在上一小节介绍完数据链路层功能和所提供的服务后，接下来我们介绍一个在数据链路层非常重要的一个协议：多路访问控制MAC协议。

多路访问控制主要是为了解决一类链路的使用问题。作为网路中的链路，大致可以分为以下两类：

点对点链路

顾名思义，链路只连接两个相邻端点，没有第三个结点与该链路相连。在这种情况下，点对点通信就变得比较简单，比如拨号接入的PPP，或者以太网交换机与主机间的点对点链路。

广播链路（共享介质）

显然，在一个网络中，如果使用广播链路（共享介质）来进行通信时，就必须有一个机制来协调通信各方的通信数据，同时需要保证在传输时数据互不干扰。这个协议就是多路访问控制（MAC）协议。

多路访问控制协议所要解决的，就是采用单一共享广播信道进行通信的场景。在这种场景中，如果有两个或两个以上的结点同时利用共享信息传输数据时势必就会相互干扰。

这种干扰，在MAC协议里被称为冲突（collision）。 这种冲突，会导致接收端的结点同时接收到两个或者多个信号，导致接收失败！

In a word，在使用广播共享链路传输数据时，必须要使用特殊的协议来协调多方通信。而本节介绍的多路访问控制协议（multiple access control protocol）就是为了解决上述问题而提出的。

作为MAC协议在被设计时，有一些基本的考虑：

给定：速率为R bps的广播信道。

假设我们设计的是一个非常理想的MAC协议的话，这个协议可能期望具有以下功能：

当然，这是理想状况下MAC协议的设计概括，实际场景下是无法满足上述条件的。但是，在这种理想条件下有助于我们理解MAC协议期望解决的主要问题，或者实现的主要功能是哪些，对我们后续理解MAC协议具有一定指导意义。

从计算机网络的角度出发，典型的可以用于广播链路共享的协议分类，根据实现的技术手段包括以下三大类：

信道划分（channel partitioning）MAC协议。

随机访问（random access）MAC协议

轮转（taking turns）MAC协议

信道划分协议采用的解决方案是将信道资源按照某种技术手段进行划分，并分配给通信各方。各方在通信时，只使用分配的资源片，从而解决相互冲突的问题。

下面以TDMA作为例子进行简单介绍。

TDMA：time division multiple access

TDMA时分多路复用技术实际上是将时间划分成一个个时隙，将每个时隙分配给不同的结点，从而使不同的结点只有在它所分配到的时隙时才能发送数据，而不能占用其他结点的时隙。

分配给所有结点的时隙循环一个周期就构成一个复用帧。如下图所示，一个复用帧内包含了所有结点在自己时隙里发送的数据。

在使用TDMA的信道划分协议中，分配给某个节点的时隙，如果它在这个时隙内不发送数据的话，这个资源也要为它保留（如上图空闲位置所示）。

同样的，FDMA：frequency division multiple access 码分多路复用技术是针对频率来划分信道资源。

将信道频谱划分成若干频带（frequency bands），每个频带分配给不同用户去使用，每个用户将自己需要传输的数据信号调制到对应的频带上去，从而只在自己的频带上进行传输。

频分多路复用如下所示，可以看到，有的频带分配给用户后，可能在某一段时间内该用户不发送数据，此时这段频带资源仍然需要保留。

作为信道划分的MAC协议来说，如果当网络负载特别重的时候（假设所有结点都发数据），此时将信道资源分配给各用户后，所有被划分的资源都被利用，此时的信道利用率是最高的。

但是，从上面TDMA和FDMA的介绍也可以看到，如果网络负载比较低时，信道资源划分给各用户后，某一时间可能只有一个用户发送数据，此时信道资源利用率会非常低，因为它只能使用分配给自己的资源片，其余资源都必须空闲保留。

当然这种协议的好处也在于信道划分后，各用户的数据传输不冲突。

作为随机访问MAC协议，它的最大特点就是

在随机访问MAC协议下，多个结点同时传输数据时，就可能会出现“冲突”问题。因此，随机访问MAC协议需要定义：

如何检测冲突。即需要有冲突检测机制。

比如有的随机访问MAC协议是把数据帧发送出去后，等待对方的确认。如果在规定时间内收到了对方的确认，则认为没有冲突，否则认为有冲突。

当发生冲突后，如何从冲突中恢复（e.g. 通过延迟重传）

由于发生冲突意味着数据发送/接收的失败，因此当发生冲突时，一定要有一个机制来消解冲突带来的数据发送失败的影响。

典型的随机访问MAC协议包括：

首先来看一下时隙（sloted） ALOHA协议。

时隙（sloted） ALOHA协议有这样几个假设：

网络中所有结点发送的数据帧大小是相同的。

时间被划分为等长的时隙。（每个时隙可以传输一个数据帧）

每个时隙通常是这样划分的：一个时隙刚好能允许任何一个结点在这个时隙的开始发送数据帧，当时隙结束时数据帧刚好被发送出去。

结点只能在时隙开始时刻发送数据帧。并在时隙结束时发完完成。

结点间时钟同步。

既然每个节点都只能在时隙开始时刻发送数据，显然节点之间一定是时钟同步的。

如果2个或2个以上节点在同一时隙发送数据帧，结点即检测到冲突。

作为时隙ALOHA协议，它的运行理论来说相对比较简单，每个节点的运行会遵行以下准则：

下面我们通过一个示例来看一下时隙ALOHA协议运行过程：

假设网络中三个结点，都共享同一个广播链路来传输数据。作为时隙ALOHA协议，像我们上面介绍的，任何一个结点只能在时隙的开始时刻发送数据帧。

在上述示例图中用C来标识一个冲突，E来标识空闲，S来标识发送成功。

在第一个时隙下，三个结点同时发送数据帧，一定是会导致冲突的。所以在之后的时隙下，每个节点都有一定的概率去重发该失败帧。在第三个时隙下，结点1和结点2同时重传数据帧，又导致失败，需要继续重发。最终，结点2在第四个时隙时，只有它发送数据帧，无冲突产生，所以发送成功。以此类推，最终，结点1在第8个时隙时重传数据帧成功，而结点3在第9个时隙时重传数据帧成功。

通过上面的示例过程，总结一下时隙ALOHA协议的优缺点

优点

缺点

进一步的，我们分析一下时隙ALOHA协议在处理数据帧发送时的效率情况。首先给出效率指标的计算方式：

效率：长期运行时，成功发送帧的时隙所占比例。

比如对于时隙ALOHA协议来说，它的效率实际上就是计算在长期的一段时间内，成功发送数据帧的时隙占这段时间所有时隙的比例。

有了上面的定义，我们来分析具体的场景：

假设：N个结点有很多帧等待传输，每个节点在每个时隙均已概率p发送数据。

此时对于一个给定节点来说，在一个时隙将帧发送成功的概率 = p(1-p)N-1。上述公式的含义就是，在某一时刻只有一个结点以概率p发送数据帧，而其他结点都不发数据帧（1-p）概率，进而得到的联合概率。

扩展到任意个结点，即N个结点发送成功的概率为： ​

对上式，求当N趋于无穷时的极限，可得： ​

即时隙ALOHA协议当结点无穷大时的最大效率=0.37，即最好情况下信道被成功利用的时间仅占37%。

显然，时隙ALOHA协议的效率不是很让人满意，当很多人都在使用时，最好情况下信道利用率仅有37%，剩下63%的情况会出现冲突造成浪费。

接下来再看一下ALOHA协议，也称纯ALOHA协议。 它跟时隙ALOHA协议最大的区别在于它不进行时隙的划分。

特点：

更加简单，无需同步

当有新的帧生成时：立即发送

冲突可能性增大

在t0时刻发送帧，会与在[t0-1, t0+1]期间其他结点发送的帧冲突。

如上图所示，作为纯ALOHA协议来说，它的易损时间区是两个时隙，因为它可能跟前后两个时隙的发送都会产生冲突。对比来看，时隙ALOHA协议的易损时间区是一个时隙，因为它规定只能在时隙的开始时发送数据，所以冲突只会发送在一个时隙内。

因此，直观来看，纯ALOHA协议的效率一定比时隙ALOHA的效率还要低。

计算过程如下所示：

P（给定结点成功发送帧） = P（该结点发送）

​             =P（无其他结点在[t0-1, t0]期间发送帧）

​             =P（无其他结点在[t0, t0+1]期间发送帧）

​              = p*1-p)N-1 * (1-p)N-1

​              = p*(1-p)2(N-1)

​              … 选取最优的p，并令n -> ∞              = 1/（2e）               = 0.18

结论：纯ALOHA协议的效率比时隙ALOHA协议更差。

需要说明一点的是，虽然纯ALOHA协议的效率比较差，但在历史上它存在的重要意义在于：它几乎是最早提出的MAC协议。

通过上面对ALOHA协议的介绍可以发现，上述两种ALOHA协议的效率都比较，采用的都是比较简单的方法，只要希望发送数据时，就会进行发送操作，而不管当前信道下是否已经有数据帧在传输。这种方式，不仅会导致其他结点消息的发送失败，实际上它自己的数据发送也不会成功，因此是一种比较“自私”的协议。

怎么样来改进上述协议的，本节介绍的CSMA协议就是在这方面做了很大改进。

CSMA：carrier sense multiple access载波监听多路访问协议。

CSMA协议最大的改进地方在于每一个结点发送数据帧之前，一定会先监听信道，实际上是通过监听信道中的载波信号来判断信道中是否有其他结点发送数据。 也就是说，如果发现信道中有数据正在发送的话，就不会发送数据。

如果发现信道中没有载波，也就是信道是空闲的，此时才会把完整的数据帧发送出去。

如果发现信道忙，也就是有载波，则会推迟发送数据帧，避免出现冲突。

根据信道忙时，推迟发送的策略不同，又可以将CSMA协议分为不同类型：

仍然需要注意的是，在CSMA协议中，冲突仍然是无法避免的。比如对于1-坚持CSMA来说，如果有两个结点同时监听信道，一旦信道空闲之后，同时往信道中发送数据帧，此时就会导致冲突。

另外，信号传播延迟的存在也会导致冲突。 比如如下示意图：

假设A、B、C、D是网络中物理空间有一定距离的几个结点，这几个结点都通过一段共享链路来进行通信。

假设t0时刻，B节点要发送数据，此时它会监听信道，发现信道空闲，就会开始发送整个数据帧。

由于数据在信道中的传输是需要时间的，同时结点D因为跟结点B在物理链路上有一段距离，导致其在t1时刻需要发送数据帧时，还无法检测到刚刚结点B发送的数据信号。此时，在t1时刻，它监听信道发现信道也空闲，就会发送数据帧，从而导致两个数据信号在信道中叠加。

从上图进一步的观察到，在整个数据帧传输完成之前，在某一时刻tn时，这种叠加信号实际上已经会被结点B或结点D感知到了，其实后续帧的发送就已经没有意义了。但作为普通的CSMA协议来说，只要某个结点确定要发送数据帧，则一定会将完整的帧全部发完。

因此，对于一般的CSMA协议来说，这种继续发送冲突帧的情况，会造成信道资源的浪费。

上述问题的解决思想实际上也非常简单，即如果结点在发送数据的同时能够检测到信道是否产生冲突，如果发送了冲突，能够及时终止后面数据帧的发送，就能够解决上述信道资源浪费的问题。

按照这样的思想设计的协议，就是CSMA/CD协议。

CSMA/CD：CSMA with Collision Detection，即带有冲突检测的CSMA协议。

这里需要注意一点的是，这里添加的CD冲突检测功能，并不是说只有CSMA/CD协议才有冲突检测功能。实际上，只要是随机访问MAC协议，都会有一种冲突检测机制，只不过这种冲突检测机制可能会不同。比如有的CSMA协议只能靠对方的确认才能知道是否发送了冲突。

这里CSMA/CD协议中的CD，强调的是该协议能够边发送数据时边检测冲突，或者说可以在非常短的时间内检测到冲突。

特点：

短时间内可以检测到冲突

冲突后传输中止，减少信道资源浪费。

比如一个结点需要发送一个很长的完整数据帧，如果刚发送若干个比特，就检测出冲突，从而终止后续比特发送，相当于节省了一个完整数据帧的信号延迟传输造成的信道资源浪费，对整个信道资源利用率的提升非常有帮助。

比如在下图中，当结点检测到冲突后，即终止后续数据帧的发送。

冲突检测：

有限局域网易于实现：测量信号强度，比较发射信号与接收信号。

比如以太网在广播链路介质共享的实现方案中，使用的MAC协议就是CSMA/CD协议。

无线局域网很难实现：接收信号强度淹没在本地发射信号强度下。

因为无线信号在空中的传播过程中，衰减比较快，距离越远，衰减后的信号频率越小。因此，作为无线信号的发射，需要借助天线使用较大功率发送出去。这样在本地，既要发送自己的信号，同时还要依赖信号强度判断有没有其他结点发送数据就比较困难。因为其他结点的信道经过无线传播到达本地时，可能已经衰减的比较小了，即已经被本地信号的频率淹没了。

作为CSMA/CD协议，它的边发送数据帧边检测冲突这样一个特性，对整个协议来说是非常重要的。因为作为这个特性，决定了使用CSMA/CD协议网络的很多特征。把这样的特性概括为一句比较简单的话，就是：“边发边听，不发不听“。

下面我们以一个示例来展示上述过程：

假设作为广播链路的网络使用的CSMA/CD协议，该网络中两个距离最远的结点对是AB，相距的距离为dmax。同时，广播链路带宽为R bps，网络数据帧传输的最小长度为：Lmin（bits），信号传播速度为V（m/s）。

有了上述的网络参数之后，考虑以下极端场景：

在某一时刻结点A需要发送数据，这个时候检测到信道是空闲的，就开始发送数据。当结点A发送的第一个bit即将到达结点B，但还没有到达结点B，这样一个极限状态。

此时，假设结点B也正好要发送数据，由于还没有信号到达结点B，所以结点B检测信道会发现信道是空闲的，从而立即开始发送数据。而当结点B刚发送完数据之后，就跟到达的结点A发送的信号叠加在一起，冲突就发生了。

当然，由于信号量叠加之后，结点B可以立即监听到冲突的发生，从而停止发送后续比特数据。但是，结点A要需要等待结点B发送的信号传输到结点A时，才能检测到信号量的叠加，从而感知到冲突。

显然，在这样一个极端场景下，结点A从发送数据开始，到检测到冲突发生，需要2个传输延迟的时间。

也就是说，按照CSMA/CD协议，如果要让结点A能够满足边发边听的特性，就意味着结点A发送的数据帧的传输延迟一定要满足这个条件： ​

该条件表示的含义是，结点发送数据帧的传输延迟，一定要大于等于整个链路最大传播延迟的两倍。不然的话，在检测到冲突之前，可能结点的数据帧已经发完了。而结束发送之后，就不会再检测冲突了（但实际是发送了冲突的）。发生了冲突却没检测出来，会导致协议的可靠性大打折扣。所以需要满足上述条件。

有了上述条件之后，把Lmin带入上述条件得到： ​

作为结点A到B，在上述示例里，仅考虑了信号传播速度，事实上在实际网络中，可能中间存在一些例如中继器等物理层设备，也会造成一定的延迟。此时，可以将上述改造成： ​

RTTmax表示距离最远的两个结点数据信号传输的往返时间。

上述结论对CSMA/CD协议的网络来说是非常重要的，假设网络中的带宽和信号传播速度是确定的，显然，Lmin和dmax成正比关系。因此，要想网路能够按照CSMA/CD协议检测到更远距离的冲突，可靠性更高的话，这个最小数据帧长度就要增加，反之就要缩小。

同时，按照上述的结论，如果一个网络的最小数据帧长度确定了，这个时候网络的带宽，比如从十兆到百兆，百兆到千兆，那么一个CSMA/CD冲突可检测范围也会变小（R增大，d变小）。

最后再来介绍一下CSMA/CD协议的效率

Tprop = LAN中2个结点间的最大传播延迟

ttrans = 最长帧传输延迟 效率 = 1 1 + 5 t p r o p / t t r a n s 效率=\frac{1}{1+5t_{prop}/t_{trans}} 效率=1+5tprop​/ttrans​1​

这个效率可以简单理解为，当tprop趋近于0或者ttrans趋近于∞时，效率趋近于1。

从效率可以看出，CSMA/CD协议要远优于ALOHA协议，并且简单，分散。

回顾一下之前小节中介绍的信道划分MAC协议的特点：

随机访问MAC协议特点：

因此轮转访问MAC协议综合了上述两类MAC协议各自的优点。首先希望保证在共享介质的传输中不会产生冲突问题，其次每个结点在传输数据时，能够利用信道的全部带宽。

典型的轮转访问MAC协议包括：

在网络中存在一个主结点，由主结点负责轮流“邀请”从属结点发送数据。换句话说，每个从结点只有在被“邀请”时才能发送数据，其他时候不能发送数据。在这种场景下，每个结点发送数据的时候都可以利用链路的全部带宽。

典型应用：

“哑（dumb）”从属设备

比如现在的传感器网络，假如传感器是一个非智能的传感器，那么主结点（比如基站）就可以利用这种轮询的方式去到不同的传感器上发送指令，告知其可以发送数据。

比如在上面的网络中，信道是共享的，共享使用的方式是有一个主结点向从结点发送轮询的指令，被轮询的主机只有在收到指令之后才可以发送数据，以此类推。

轮询方式存在的问题：

轮询开销。

任何一个结点都需要收到轮询的指令后才可以发送数据。而这个轮询指令的发送实际上也是要占用信道带宽的。

等待延迟

需要等待轮询指令的到来。

单点故障

整个网络是靠主结点轮询来工作的，一旦主结点宕机，这个网络就瘫痪了。

另一个比较典型的轮转访问MAC协议，叫做令牌传递（token passing）

该协议的工作原理是：

由于令牌传播的特性，使得很多令牌网络会构成一个环形的特性，使得令牌沿着环形网络的某个方向进行传递。

令牌传递的问题：

令牌开销。

令牌在网络中的传递，也有带宽开销的问题。

等待延迟。

结点需要等待令牌的到来才能发送数据。

单点故障。

如果由于网络故障，导致拥有令牌的结点没有成功把令牌归还到网络中去，那么网络中可能就没有令牌了，任何结点都没有信道的使用权来发送数据了。

当然，在实际网络中这种问题也会被考虑的，一般会有一个主结点来检测令牌是否丢失，如果丢失了则会产生一个新的令牌放在网络上。

最后，我们对上述介绍的MAC协议做个总结。

信道划分MAC协议：将信道的物理特性，比如时间、频带、码片进行划分。于是就有了TDMA、FDMA、CDMA。

该协议的特点是，当信道负载比较高时，利用率比较高。但负载比较低时，利用率时比较低的。

随机访问MAC协议：

它的特点是当网络中有数据帧要发送时即发送，同时提供检测冲突机制。根据检测冲突机制的不同方式，可以划分成：ALOHA、时隙ALOHA、CSMA、CSMA/CD

CSMA/CD应用于以太网

CSMA/CA应用于802.11无线局域网

轮转访问MAC协议

主结点轮询、令牌传递

应用场景：蓝牙、FDDI、令牌环网