CN 2024 D4
消失一周了（原因是摆烂+软测考试），是时候复活了，MAC启动
介质访问子层（MAC）
数据链路层分为两个子层：MAC子层：介质访问；LLC子层：承上启下（弱层），重点在MAC。
信道
顾名思义，就是信号的通道，有点到点信道，也有多点访问信道。
常见的局域网拓扑：总线拓扑、星型拓扑、环型拓扑
共同点：共享一根信道（别称：广播信道、多路访问信道、随机访问信道）
广播信道可能被多个站点同时请求。解决办法：介质的多路访问控制
静态分配方法：TDM、FDM
根据排队理论，可证明：单信道平均延迟时间T（顾客在服务系统中的逗留时间）为：T=1/μC-λ
信道N等分后每个子信道的平均延迟时间：
M —平均输入率：λ/N ；
M —平均服务率：μC /N
静态分配的问题：资源分配不合理，不满足用户对资源占用的不同需求；有资源浪费，效率低；延迟时间增大N倍。
为更好的满足要求以及提高信道利用率，我们考虑动态分配。
多路访问协议
随机访问协议（无法避免冲突）
纯ALOHA协议：原理：想发就发
冲突：两个或以上的帧随时可能冲突，冲突的帧完全破坏，破坏了的帧要重传。
帧时：发送一个标准长的帧所需的时间
服从泊松分布
概率Pr[k] = G(k)e(-G)/ k! (一个帧时内信道中产生k个帧，泊松分布)
Pr[k=0] = e-G（一个帧时内信道中产生0个帧）
吞吐量S发送时间T内发送成功的平均帧数 <1
一般用S接近于1的程度来衡量信道的利用率
运载负载(Carried load) G，又称网络负载
指时间T内所有通信站总共发送的帧平均值(包括原发和重发的分组)。显然，G≧S，只有在不发生冲突时G才等于S。当重负载(G>>1) 时，冲突频繁
S=G*P0（P0是一帧发送成功的概率）
单向传播延迟Delay：D
冲突危险期：2D
生成帧均值：2G
不遭受冲突的概率：P0=e（-2G）
纯ALOHA信道的利用率最高为18.4%
分隙ALOHA (Slotted ALOHA)工作原理
时隙的长度对应一帧的传输时间。帧的发送必须在时隙的起点。冲突也只发生在时隙的起点
分隙ALOHA信道的利用率最高为36.8%，正好是纯ALOHA的两倍。
两种ALOHA的比较
ALOHA：冲突危险期：2D；生成帧均值：2G；吞吐量：S = G P0= G e-2G
分隙ALOHA：以帧时t为离散间隔，冲突危险期减半：D；吞吐量：S = G P0= G e-G
载波侦听多路访问协议（CSMA）
特点：“先听后发”
- 非持续CSMA：
①经侦听，如果介质空闲，开始发送
②如果介质忙，则等待一个随机分布的时间，然后重复步骤①
优点：待一个随机时间可以减少再次碰撞冲突的可能性 缺点：可能浪费时间
- （1-持续式)CSMA：
①经侦听，如介质空闲，则发送
②如介质忙，持续侦听，一旦空闲立即发送
③如果发生冲突，等待一个随机分布的时间再重复步骤①
优点：延迟低于非持续式
问题：如果两个以上的站等待发送，一旦介质空闲就一定会发生冲突
- P-持续式CSMA：
①经侦听，如介质空闲，那么以p的概率发送，以(1–p)的概率延迟一个时间单元发送
②如介质忙，持续侦听，一旦空闲重复①
③如果发送已推迟一个时间单元，再重复步骤①
CSMA依旧无法完全避免冲突，比如：
冲突窗口：即发送站发出帧后能检测到冲突的最长时间。等于最远两站传播时间的两倍，即2D
CSMA/CD （1-持续）
原理：“先听后发、边发边听”
过程：
①经侦听，如介质空闲，则发送。
②如介质忙，持续侦听，一旦空闲立即发送。
③如果发生冲突，等待一个随机分布的时间再重复步骤①
CSMA/CD概念模型
传输周期：一个站点使用信道，其他站点禁止使用
竞争周期：所有站点都有权尝试使用信道，争用时间槽
空闲周期：所有站点都不使用信道
只能进行半双工通信
最短帧长：总线传播时延数据传输速率2 以太网为64B，低于64B的数据需要补全
受控访问协议
- 位图协议
竞争期：在自己的时槽内发送竞争比特，举手示意，资源预留
传输期：按序发送：明确的使用权，避免了冲突
例子：假设有N个用户，需N个时隙，每帧d比特
在低负荷条件下：d/(d+N) （N越大，站点越多，利用率越低）
在高负荷条件下：d/(d+1)，接近100%
缺点：无法考虑优先级
- 令牌
令牌：发送权限
令牌的运行：发送工作站去抓取，获得发送权
除了环，令牌也可以运行在其它拓扑上，如令牌总线
发送的帧需要目的站或发送站将其从共享信道上去除；防止无限循环
缺点：令牌的维护代价
- 二进制倒计数协议
站点：编序号，序号长度相同
竞争期：有数据发送的站点从高序号到低序号排队，高者得到发送权
特点：高序号站点优先
效率分析：
N个站的二进制编码所需位数是log2N位
信道的利用率为：d/(d+log2N)
如果规定每个帧的帧头为发送地址，即竞争的同时也在发送。则效率为100%
有限竞争协议
自适应树搜索协议
概述：在一次成功传输后的第一个竞争时隙，所有站点同时竞争。如果只有一个站点申请，则获得信道。否则在下一竞争时隙，有一半站点参与竞争（递归），下一时隙由另一半站点参与竞争。即所有站点构成一棵完全二叉树。
以太网
我们先看经典以太网
物理层：最高速率10Mbps；使用曼彻斯特编码；使用同轴电缆和中继器连接
任意两个收发器之间距离不得超过2.5km，且任意两个收发器之间经过的中继器不能超过4个以保证MAC协议正常工作
MAC子层：运行CSMA/CD协议，采用DIX Ethernet V2标准9最常用）或IEEE802.3
硬件地址又称为物理地址，或MAC 地址；MAC帧中的源地址和目的地址长度均为6字节
源地址后面的两个字节，Ethernet V2将其视为上一层的协议类型，IEEE802.3将其视为数据长度。
关于数据字段：最小帧长= 46+18 = 64B；最大帧长= 1500+18 = 1518B
校验和：FCS, Frame Check Sequence，使用CRC32计算除了校验和以外的其他字段；
对于检查出的无效MAC 帧就简单地丢弃。以太网不负责重传丢弃的帧。
使用CSMA/CD的经典以太网检测到冲突后，会立即中止传输，并发出一个短冲突加强信号，在等待一段随机时间后重发。
二进制指数后退( Binary exponential backoff )的CSMA/CD
确定基本退避时间槽，其长度为以太介质上往返传播时间 ，以太网中设为512比特时间
定义重传次数k，k ≤10，即k= min[ 重传次数, 10 ]
从整数集合[0,1,…, (2k−1)]中随机地取出一个数，记为r ；重传所需的时延就是r 倍的时间槽；
当重传达16 次仍不能成功时即丢弃该帧，并向高层报告。
关于以太网性能：
交换式以太网
使用集线器（HUB）组建以太网：Hub所有端口内部都是连通的，使同一根总线
交换式以太网的核心是交换机（Switch）
工作在数据链路层，检查MAC 帧的目的地址对收到的帧进行转发；
交换机通过高速背板把帧传送到目标端口。
快速以太网
带宽10Mbps →100Mbps 比特时间100ns→10ns
千兆以太网
万兆以太网
40G-100G以太网
感觉上面这几部分真没啥好考的……如果有，恕我写不动了
数据链路层交换原理
数据链路层交换
物理层设备扩充网络（Hub）扩大了冲突域，性能降低，安全隐患
数据链路层设备扩充网络（网桥或交换机）分隔了冲突域
练习：看下图，有几个冲突域？
答案：2个。所有与hub直接连接的是1个，网桥分开一个
理想的网桥是透明的：即插即用，无需任何配置；网络中的站点无需感知网桥的存在与否
MAC地址表的构建——逆向学习源地址
记录帧到达时间——设定老化时间（默认300s）——当老化时间到期时，该表项会被清除。
如果A再次发出数据帧，会发现已存在表中，此时只需重置到达时间，重新开始计时
总结：
MAC地址表的构建
增加表项：帧的源地址对应的项不在表中
删除表项：老化时间到期
更新表项：帧的源地址在表中，更新时间戳
网桥对于入境帧的处理过程（forwarding、filtering、flooding）
Forwarding（转发）：
- 逆向学习源地址，并根据目的地址查询MAC地址表
- 找到匹配项！从对应端口转发出去
Flitering（过滤）：
找到匹配项！若入境口=出境口，丢弃！
Flooding（泛洪）：
MAC地址表不完善时，找不到匹配表项！则从所有端口（除了入境口）发送出去
两种目的地址的帧，需要泛洪：
广播帧：目的地址为FF-FF-FF-FF-FF-FF的数据帧
未知单播帧：目的地址不在MAC地址转发表中的单播数据帧
透明网桥工作原理（小结）：
逆向学习：
根据帧的源地址在MAC地址表查找匹配表项
如果没有，则增加一个新表项（源地址、入境端口、帧到达时间）
如果有，则更新原表项的帧到达时间，重置老化时间。
对入境帧的转发过程（三选一）：
查帧的目的地址是否在MAC地址表中，
如果有，且入境端口≠出境端口，则从对应的出境端口转发帧；
如果有，且入境端口=出境端口，则丢弃帧（即过滤帧）；
如果没有，则向除入境端口以外的其它所有端口泛洪帧。
链路层交换机：多端口透明网桥，网桥的现代名称（POE）主要优点：无需电源（受电端）、无需专门布线
传统LAN分段：交换机端口通常与集线器连接；使用交换机把LAN分段为更小的冲突域。
现代LAN分段：直连PC，微分段，创建无冲突域
交换方式：
从带宽的角度：
对称交换：出和入的带宽相同。例如交换机上全为1000Mb/s速率端口
非对称交换：出和入的带宽不同。例如交换机上有100Mb/s、1000Mb/s等多种速率端口
从转发时机的角度：
- 存储转发模式（Store and Forward）
2）直通模式（Cut-through）
- 无碎片模式（Fragment-free）
交换模式：
- 存储转发：转发前必须接收整个帧、执行CRC校验。延迟大但不转发出错帧，且支持非对称交换
- 直通交换：一旦接收到帧的目的地址，就开始转发。虽然可能转发错误帧且不支持非对称交换，但是延迟很小。
- 无碎片交换：接收到帧的前64字节，即开始转发。仍可能转发错误帧，不支持非对称交换，但过滤了冲突碎片，延迟和转发错帧介于存储转发和直通交换之间
生成树协议
可靠传输：冗余拓扑
付出的代价：导致物理环路
物理环路引发的问题1：广播风暴（去年数逻511实验室亲自上阵演示了这一问题）
问题2：重复帧（X发送到环路的单播帧，造成目的设备Y收到重复的帧）
问题3：MAC地址表不稳定（当一个帧的多个副本到达不同端口时，交换机会不断修改同一MAC地址对应的端口）
Solution：生成树协议，打破了物理环，维护一个逻辑无环树
怎么得到一棵无环的生成树呢？
参与的交换机（网桥）：收发桥协议数据单元BPDU
选举产生根桥、根端口、指定端口，形成生成树
桥协议数据单元BPDU包含的四个关键信息：
- 根桥ID（Root ID）: 被选为根的桥ID。共8字节，由2字节的优先级和6字节的MAC地址组成的。
- 根路径开销（Root Path Cost）: 到根桥的最小路径开销。
- 指定桥ID（Designated Bridge ID）: 生成和转发BPDU的桥ID
- 指定端口ID（Designated Port ID）: 发送BPDU的端口ID
生成树的三个选举过程：
(1) 选举根桥(Root Bridge) 。
同一广播域中的所有交换机均参与选举；桥ID最小（首先比较优先级，再比较mac地址）的交换机（网桥）成为生成树的根；在给定广播域内只有一个根桥，其它均为非根桥。根桥的所有端口都处在转发状态。
(2) 为每个非根桥选出一个根端口（Root Port）。
每个非根桥，通过比较其每个端口到根桥的根路径开销，选最小的为根端口；如果多个端口的根路径开销相同，则端口ID最小的端口被选作根端口；非根桥只能有一个根端口，根端口处于转发状态。
非根桥的根路径开销为到根桥的路径上所有端口（链路）开销之和。
(3) 为每个网段确定一个指定端口（Designated Port）。
对于每一个网段，在所有连接到它的交换机（网桥）端口中进行选择；一个具有最小根路径开销的端口，作为该网段的指定端口；指定端口处于转发状态，负责该网段的数据转发；连接该网段的其他端口，若既不是指定端口，也不是根端口，则阻塞。
判断题答案：正确
五种端口状态
端口角色确定为指定端口或根端口后，从Blocking状态经Listening和Learning才能到Forwarding状态；
默认的ForwardingDelay时间是15秒，能保证当网络的拓扑发生改变时，新的配置信息能够传遍整个网络，从而避免由于网络为收敛而造成临时环路。
当由交换机（网桥）或链路故障导致网络拓扑改变时，重新构造生成树。
快速生成树协议（RSTP）
虚拟局域网
广播域是广播帧能够到达的范围；缺省情况下，交换机所有端口同属于一个广播域，无法隔离广播域；广播帧在广播域中传播，占用资源，降低性能，且具有安全隐患。
交换机通过划分VLAN，来分隔广播域。
VLAN是一个在物理网络上根据用途，工作组、应用等来逻辑划分的局域网络，与用户的物理位置没有关系。
通过路由器或三层交换机进行VLAN间路由，实现VLAN间通信。
VLAN类型
基于端口的VLAN（最常见）
基于MAC地址的VLAN（MAC地址决定成员身份）
基于协议的VLAN（通常需要服务器的参与）
基于子网的VLAN（一个子网就是一个VLAN）
如何区分不同VLAN的数据帧？
答：在数据帧中携带VLAN标记；VLAN 标记由交换机添加/剥除，对终端站点透明；
帧标记标准：IEEE802.1Q 分为Tagged Frame和Untagged Frame
VLAN优点：
有效控制广播域范围：广播流量被限制在一个VLAN内；
增强网络的安全性：VLAN间相互隔离,无法进行二层通信,不同VLAN需通过三层设备通信；
灵活构建虚拟工作组：同一工作组的用户不必局限于同一物理范围；
提高网络的可管理性：将不同的业务规划到不同VLAN便于管理。
无线局域网
无线局域网（Wireless Local Area Network，WLAN)：指以无线信道作为传输介质的计算机局域网
设计目标：
- 针对小的覆盖范围（受限的发射功率）
- 使用无需授权的频谱（ISM频段)
- 面向高速率应用
- 能够支持实时和非实时应用
基础架构模式：
- 分布式系统（DS）
- 访问点（AP）
- 站点（STA）
- 基本服务集（BSS）
- 扩展服务集（ESS）
- 站点之间通信通过AP转发
组网模式：自组织模式（Ad hoc）：
- 站点（STA）
- 独立基本服务集（IBSS）
- 站点之间直接通信
- 共享同一无线信道
物理介质相关子层（PMD层）：调制解调、编码/解码
物理层汇聚协议（PLCP层）：向上提供独立于传输技术的物理层访问点
介质访问控制层（MAC层）：可靠数据传输、介质访问控制、安全机制……
IEEE 802.11
物理层技术概览
- 频段：2.4GHz、5GHz（ISM频段，无需授权；限制发送功率，例如：≤1瓦）
- 调制技术：DPSK → QPSK → CCK → 64 -QAM→ 256-QAM→ 1024-QAM
- 直接序列扩频（DSSS）→ 正交频分多路复用（OFDM）→正交频分多址（OFDMA）
- 单天线→ 单用户多入多出（SU-MIMO）→ 多用户多入多出（MU-MIMO）
- 目标：提升传输速率、增强可靠性、支持高密度接入
无线传输相关的“范围”：
**传输范围(TX-Range)**：成功接收帧的通信范围，取决于发送功率和无线电波传输特性
物理层侦听范围（PCS-Range ): 检测到该传输的范围，取决于接收器的灵敏度和无线电波传输特性
干扰范围（IF-Range ）：在此范围内的节点如果发送不相关的帧，将干扰接收端的接收并导致丢帧
隐藏、暴露终端问题
CSMA/CA（Carrier Sense Multiple Access with Collision Avoid）
- 当信道空闲时间大于IFS（帧间隙），立即传输
- 当信道忙时，延迟直到当前传输结束+IFS时间•开始随机退后过程
- 从（0，CWindow）中选择一个随机数作为退后计数器（backoffcounter）•通过侦听确定每个时间槽是否活动
- 如果没有活动，则减少退后时间
- 退后过程中如果信道忙，则挂起退后过程（解决站点之间公平问题）
- 在当前帧传输结束后恢复退后过程
二进制指数退后算法− 竞争窗口的初始值为某个最小值，发生冲突时加大窗口，直到达到最大值。
当网络负载轻时，冲突的机率较小，选择较小的竞争窗口，减小站点的等待时间
当网络负载重时，冲突的机率较大，选择较大的竞争窗口，避免站点间选择的随机值过于接近，从而导致太多的冲突
差错检测与确认重传
差错检测：32位CRC校验（与以太网相同）
采用停等机制：发送数据，等待确认，超时重传（重传定时器）
如果达到最大重传限制，该帧被丢弃，并告知上层协议
RTS-CTS机制（可选机制）
目的：通过信道预约，避免长帧冲突
发送端发送RTS（request to send）
接收端回送CTS（clear to send）
RTS和CTS中的持续时间（Duration）中指明传输所需时间（数据+控制）
其他相关站点能够收到RTS或（和）CTS，维护NAV
虚拟载波侦听（Virtual Carrier Sense）
RTS和CTS帧很短，即使产生冲突，信道浪费较少
NAV（Network Allocation Vector ）
如何应对无线链路较高的出错率？
解决方法：采用较小的帧（将用户数据帧分段的机制对用户透明）；Fi帧中携带Fi+1的传输时间
EDCA（Enhanced Distributed Channel Access）
目标：针对不同的应用提供不同的优先级，保证QoS
单发送队列→ 多发送队列（AC，Access Category）：
- AC3: 语音（Voice traffic）
- AC2: 视频（Video traffic）
- AC1: 尽力而为数据流（Best effort traffic）
- AC0: 背景流（Background traffic）
每个队列基于下面四种参数独立竞争
- Cwmin：最小竞争窗口，越小的Cwmin其优先级越高
- Cwmax：最大竞争窗口，越小的Cwmax其优先级越高
- TXOP：传输机会，参数值为TXOPlimit，代表占用信道最长时间
- AIFS：要获得传输机会时，必须等待的信道空闲时间
主要域段解释
- 帧控制：具有多种用途
- 持续时间：下一个要发送帧可能持续的时间（NAV）或关联ID（AID）
- 地址1~地址4：每个地址的含义基于“去往DS”和“来自DS”域段确定
- 顺序控制：过滤掉重复帧，或用于分片组合
- QoS控制域段：存放数据流的QoS信息（802.11e中扩展）
- 数据：包含任意长度的数据（0-2312字节）
- CRC校验：802.11采用4个字节的校验码
管理帧：1000 Beacon
控制帧：1000 块确认请求帧（Block ACK Request）1001 块确认帧（Block ACK）
数据帧：1000 QoS有数据帧 1100 QoS无数据帧
无线局域网的构建与管理
基础架构模式：
通过AP接入有线网络（互联网络）
关键：如何关联到AP？BSSID：AP的MAC地址，标识AP管理的基本服务集
SSID：32字节网名，标识一个扩展服务集（ESS），包含一个或多个基本服务集
关联到AP的三个阶段：扫描（Scan）、认证（Authentication）、关联（Association）
被动扫描：AP周期性发送Beacon帧，站点在每个可用的通道上扫描Beacon帧
主动扫描：站点依次在每个可用的通道上发出包含SSID的Probe Request 帧，具有被请求SSID的AP返回Probe Response帧。Probe Response帧包含AP相关信息：Timestamp, Beacon Interval, Capabilities, SSID, Supported Rates, parameters
认证过程：当站点找到与其有相同SSID 的AP，在SSID 匹配的AP 中，根据收到的AP 信号强度，选择一个信号最强的AP，然后进入认证阶段
身份认证获得通过后，进入关联阶段
站点向AP 发送关联请求（Association Request）包含：Capability, Listen Interval, SSID, Supported Rates
AP 向站点返回关联响应（Association Response）包含：Capability, Status Code, Station ID, Supported Rates
AP维护站点关联表，并记录站点的能力（如能够支持的速率等）
自组织模式
站点先寻找具有指定SSID的IBSS是否已存在。如果存在，则加入；若不存在，则自己创建一个IBSS，发出Beacon，等其他站来加入
IBSS中的所有站点参与Beacon发送（保证健壮性），每个站点在Beacon窗口竞争Beacon的产生。对于每个站点：
- 确定一个随机数k
- 等待k个时间槽
- 如果没有其他站点发送Beacon，则开始发送Beacon
站点漫游
当前的AP的通道质量下降时，站点漫游到不同的AP
通过扫描功能发现通道质量更好的AP
站点向新的AP发送重关联请求（Reassociation Request）
如果AP接受重关联请求：
- AP 向站点返回重关联响应（Reassociation Response）
- 如果重关联成功，则站点漫游到新的AP
- 新的AP通过分布系统通知之前的AP
站点睡眠管理 目的：延长电池的续航时间
WIFI6 WIFI7 你最好别考
THE END
这部分东西真多啊……要是细考可够我受的
