计网学习笔记三 MAC与LAN

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在上一讲中，我们学习了链路层可以提供的服务😶：framing，link access，reliable delivery，error detection&correction。这一讲我们从link access中的broadcast接入方式深入，学习这种接入方式下的协议，以及衍生出的MAC地址，最后会学习一下主要的局域网种类。

课件地址：https://cs.nju.edu.cn/lwz/networks/CH2-Direct Link Networks-3.pdf

多路访问协议（MAC协议）

在上一讲我们提到了在link access中有point-to-point和broadcast两种链路接入方式。

在broadcast中，多路复用问题需要使用一系列的MAC协议来解决，它负责”当多个节点处于活跃状态时，为了确保广播信道执行有用的工作，以某种方式协调活跃节点的传输“。

设计这些协议前，在broadcast信道的传输速率为R bps的前提下，我们设定了协议需要实现的一系列的理想状态：

  • 单一活跃节点传输时，能达到R的传输速率
  • 当M个节点共用信道时，每个节点传输平均速率达到R/M
  • 完全分散（fully decentralized），没有所谓的主节点
    • 不需要特殊节点来协调传输
    • 尽量时钟、时隙不同步
  • 尽可能简单，使实现不昂贵

我们尽量按这些理想状态设计了一些协议，这些协议可以划分为三类：

信道划分协议

Channel partitioning主要思想是把信道划分为小片，然后把这些小片分下去给各个节点单独使用。划分标准可以为时隙（time slot）、频段（frequency）、编码（code）有以下几种：

  • TDMA：时分多址。和前文的时分复用TDM一样，在时间帧内按照时隙来划分信道；

  • FDMA：频分多址。和前文的频分复用FDM一样，按照划分的频段来划分信道；

  • CDMA：码分多址。给用户分配不同的正交的chipping sequece，对用户要发送的数据进行编码，使得多个用户的数据可以进行叠加后变成“一个数据”在信道上传输，然后再由接收方分别根据chipping sequece来解码消除噪音拿到数据。流程如下图：

随机接入协议

random access协议可以让单个活跃节点传输达到R的速率，而且传输前不用对各个节点进行协调，但这就很容易产生collision。如何探测并解决这些collision，是我们在随机接入协议中主要考虑解决的问题。主要有以下几种协议：

ALOHA

ALOHA的主要解决 collision 的方法是：一旦有帧准备好了就立刻发送，发生 collision 就根据p的概率进行重传（1-p的概率等一段时间，等待的时间是随机的），进行重传后还是没有收到ACK信息就把当前帧直接丢弃。

Slotted ALOHA

相比于纯ALOHA，时隙ALOHA做的一个改变就是把所有帧定义为相同大小，并且根据帧的大小来划分时隙（ T == Size/R ）。这样子的操作使得节点在时间上的传输和等待都是同步的，都得向时隙对齐。

它的具体操作是一旦有帧准备好了就在下一个时隙中进行发送，发生 collision 就根据p的概率进行重传（1-p的概率等一段时间，等待的时间是随机的），直到重传成功为止。它的效率刚好是纯ALOHA的两倍，为1/e。

CSMA

载波监听多路访问。在两种ALOHA中节点进行帧发送时是完全不够别的节点的死活的，想传就传，这放到生活中是非常不礼貌不道德的行为。这会导致collision的数量大大地增加，CSMA协议对此进行了优化。

在CSMA中，每个节点必须“ listen before transmit”， 先听一下有没有人在讲话，也就是观测信道上有无能量波动（帧的传输），这种观测行为会一直进行直到当前信道从 busy 变为 idle 为止。在观测的过程中，如果信道是 busy 的，那么就推迟发送。

CSMA对 busy 的推迟操作因算法而不同。有三种busy推迟处理算法：

  • Non persistent CSMA ：如果busy就先躺平一会（躺一个 random time，这减少了 collision 的概率）再回来听，也就是它不是全天候保持观测的；但是这种算法虽然减少了碰撞概率，但是如果信道在节点躺平还没结束时变为了idle，那么信道就会存在被浪费的情况；

  • 1-persistent CSMA ：为了避免non persistent中的信道浪费情况，我们节点不再开摆，全天候工作一直从 busy 听到 idle 为止 😤 ，信道 idle 了就把帧传输出去；但这种算法就会导致节点们太自私，如果有多个节点同时等待监听，信道变为 idle 时就一定会发生碰撞；

  • p-Persistent CSMA ：折中方案，既能像第二种那样减少idle时间，又能减少碰撞概率；信道 idle 时以p 的概率进行传输，以1-p的概率等待一个时间单位（大小为最大传播时延）p的值取等待发送的节点数N的倒数即1/N。

但我们进行了这么多的工作，还是会因为传播延迟的问题出现碰撞的情况……😭所以我们搞出了CSMA/CD！

CSMA/CD

根据CSMA协议进行帧发送，按理说都万事俱备了，怎么还会发生collision呢？🤯

原来是在帧发送过程中，因为在链路上传播速率的问题，帧会产生因端对端传播时延产生的碰撞。CSMA没有进行碰撞的检测，即使碰撞了还是会继续传输这些帧。而在CSMA/CD中，当某节点进行碰撞检测时，一旦它检测到了碰撞就会立刻停止帧的传输。

CSMA/CD的帧发送步骤为：

  1. If medium idle, transmit; otherwise, step 2
  2. If busy, listen for idle, then transmit immediately （采用的1-persistent算法）
  3. If collision detected, send jam signal then abort
  4. After jam, wait random time then start from step 1

在这个协议的工作环境下，我们可以解释Minimum Frame Size的由来：

在当下，size作为协议的接口是不能变的，物理传播速率v也是不变的，所以变的就只有链路长度L和带宽B；

所以，早期以太网能连几百米，到了现在带宽越来越快，链路长度就只有十几米喽😄

IEEE 802.3协议用的是CSMA/CD加上1-persistence算法，同时为了解决因 1-persistent 出现的频繁collision问题，打上了一个叫“二进制指数后退”（binary exponential backoff）的补丁。在自顶向下中对这个算法的描述如下：

轮流协议

taking-turns类型的协议可以让M个节点共用信道时，每个节点传输平均速率达到R/M。我们来看两种比较重要的协议：

Polling

轮询协议。协议会指定链路上的多个节点之一为主节点，主节点能够通过观察在信道上是否缺乏信号，来决定一个节点何时完成帧的发送，它以循环的方式poll每个节点，告诉节点可以传输的最大帧数量，传输了某些帧后继续下一个节点的poll。

polling协议有几个缺点：

  • 产生了轮询时延；
  • 单一活跃节点传输因轮询而速率小于R；
  • 主节点故障是很糟糕的，会导致整个信道的崩溃

我们使用的蓝牙就是采用了这种MAC协议。

Token passing

令牌传递协议。该协议没有主节点，一个被称为令牌（token）的小帧在节点之间以某种固定顺序交换传递。令牌意味着帧发送的许可证。当一个节点需要进行帧的发送时它才能持有令牌，否则立刻释放令牌转发给下一个节点。

token passing有几个缺点：

  • 要不停地传令牌，产生时延；
  • 单个节点的故障同样会导致整个信道的崩溃，如节点忘记释放令牌；
  • 公平性问题：虽然拿到 token 的节点想发多大就发多大，但这耗时很长，其他节点得等好久。

具体的实现有IBM的 TOKEN ring，FDDI，我们会在后面的LAN中看到TOKEN ring的具体情况。

协议性能分析结论

这里放的是分析后得出的结论，分析过程见ppt嗷 XD

一个协议性能的好坏可以用帧的传输时间比来衡量。

设传播时延为a，传输时延为1，则代表各个协议效率的 U 如下：

  • point2point：无论 a 大于1还是小于1，U的结果都是1/(1+a).
  • ring：当环中存在N个节点时，有

    • 令牌环释放前提是帧头部被接收到&帧完成传输；
    • a大于1时，U为1/(a + a/N)
    • a小于1时，U为1/(1 + a/N)
  • slotted ALOHA：

    • N 个节点全部成功发送的概率为 A = N*p*(1-p)^(N-1)
    • p 等于 1/N 时， A 达到最大为1/e
    • 成功发送的用时为 1/(1+2a)
    • 所以 U = 1/(1+2a) * A –> 1/e
  • pure ALOHA：

    • N 个节点全部成功发送的概率为 A = N*p*(1-p)^(2N-1)
    • p 等于 1/2N 时， A 达到最大为1/2e
    • 成功发送的用时为 1/(1+2a)
    • 所以 U = 1/(1+2a) * A –> 1/2e
  • CSMA/CD + p-persistence： U 经过种种分析后最终为1/(1 + (2e-1)*a)

MAC

MAC地址

什么是MAC地址？

MAC地址的全称为 Medium Access Control (MAC) Address，它是一个与网络适配器相关联的数字地址。链路层地址有许多种称呼：LAN地址，物理地址或MAC地址，MAC地址是目前最广泛的链路层地址称呼。

有啥特点？

  • MAC地址具有扁平结构，而IP是层次结构，两者相当于身份证号和邮政地址的区别（后者会因搬家而变动），网卡是出生厂家，mac就是它给你配的身份证号，独一无二，永久存在（但现在的技术可以靠软件来改）。
  • MAC分配给网络适配器的方式是：IEEE把前三个字节分配给（卖给）厂家，然后后三个字节的内容由厂家决定写啥。
  • 交换机没有MAC地址。
  • 特殊广播地址 FF-FF-FF-FF-FF-FF，用于让信道上所有adaptor接收处理该帧。

从MAC地址出发

我们现在知道，一个主机“诞生”时只知道自己的 MAC 地址，它想要和远处的主机通信，就像寄信，是需要确切的地址的，怎么办？

  • 我的IP地址是啥？
  • 对面的IP地址是啥？
  • 如果在同一个LAN中，对面的MAC地址是啥？
  • 如果不在，那我要找的第一跳的路由器地址是啥？
  • ………………

解决了这些问题，我们才能成功达成通信。我们需要ARP和DHCP协议。

ARP

地址解析协议.Address Resolution Protocol（RFC 826）

ARP的功能就是将子网内的任意IP地址解析为MAC地址。ARP仅仅在LAN下才能工作！！它不能跨越子网而去解析别的主机！！

ARP的具体工作原理是：

  • 首先，每个主机或路由器的内存中都放着一个动态的ARP表，动态表示它所有的表项都不是永久的，表项具有一个寿命值（TTL），是会过期的。（在cmd中输入arp -a可以看到这个表）


  • 好，我们要开始通信了！发送端主机首先通过拿到的对方的IP地址来查找自己的ARP表，如果存在映射，就直接获取MAC；
  • 如果在ARP表中找不到表项，那么就会经历以下过程：
    • 发送端构造一个特殊的ARP packet；这里有ARP报文格式详解！
    • 发送端把一个这样的查询packet传递到适配器中，适配器在链路层中封装它，使用广播MAC地址来作为帧的目的地址，并将帧传输到子网中；
    • 子网上的其它适配器接收到该帧并向上传递给ARP模块，由模块检查目的IP是否与自己匹配；
    • 匹配的主机给查询主机返回一个响应packet；
    • 查询主机拿到目的MAC，将其封装在IP数据报后发送。

要注意的是，查询ARP报文是在广播帧中发送，而响应报文是在标准帧中；ARP”即插即用”，不用自己配置；ARP并不划分到具体的链路层或网络层，它可以看成跨这两层之间的协议。

当主机想要向外网通信时，需要用寻找的MAC是第一跳路由器的MAC。（用子网掩码来识别通信的主机在外网）

DHCP

动态主机配置协议.Dynamic Host Configuration Protocol（RFC 2131）

一个主机用DHCP协议来配置自己的IP地址、子网掩码、DNS服务器的IP地址、第一跳路由器的IP地址。

DHCP执行的过程为：

  • 客户端在其子网上广播一条DHCP-DISCOVER消息；
  • 每台服务器都可以使用一条DHCP-Offer消息进行响应；
  • 客户端选择一个服务器，广播包含服务器IP的DHCP请求消息；
  • 选定的服务器提交绑定，并使用一条DHCP-ACK消息进行响应；
  • 客户端在DHCP-ACK内设置其配置参数；
  • 客户端通过DHCP-Release消息放弃绑定；
  • 如果客户端之前没有续订(重新绑定)绑定，则绑定将到期。

网络层地址和链路层地址共存原因

IP-to-IP communication is really just a series of MAC-to-MAC communication taking place at each router hop.

自顶向下对现象的解释：

也可以看看这里的讨论！

LAN

TOKEN Ring

令牌环是一个局域网的协议，可以说是轮流协议中token passing类协议的一个实例，它由IEEE 802.5所规定。

每个节点有三种状态：监听状态，传输状态和通行状态。

  • Listen State： 节点会监听流经自身的比特流，它会将传输过来的帧抓住copy一份后再释放转发，如果这个帧发给自己的，那么节点欢欢喜喜收下copy的一份后，对原始帧进行一个ACK的修改；
  • Transmit State：发送方节点在发送帧后所处的状态，它会等待自己发出去的帧转回来然后进行回收；在此过程，它有一个buffer用来暂存其它节点发出来的帧（不让它们跑，只让自己发的帧跑）
  • Bypass State：啥也不干，只是单纯地连接；

节点发出去的帧是肯定能到达目的地的，除非中途有节点故障（因为环形的结构）。这个协议在大的负载量传输下需要多次轮询，在小负载量下效率也不会很高。

具体图示如下：

具体的标准有：

Ethernet

以太网是一类计算机局域网技术。它以便宜的实现价格占领了有线局域网市场，取代了其他局域网标准如TOKEN ring、FDDI和ARCNET。

IEEE组织的IEEE 802.3标准制定了以太网的技术标准，它规定了包括物理层的连线、电子信号和介质访问层协议的内容。

以太网在逻辑上使用总线型拓扑（以前是bus结构，当前快速以太网使用了交换机，拓扑结构变成了star）和CSMA/CD的总线技术。

在当下交换机的使用下，就没必要用CSMA/CD的broadcast链路接入了，详细可以看看这个问答：

switch – If no CSMA/CD on switches what are they using

以太网的特点有俩：unreliable、connectionless。

  • unreliable：在NIC之间发送接收帧时，不用进行握手；

  • connectionless：接收方不会返回ACK信息给发送方；

    data in dropped frames recovered only if initial sender uses higher layer rdt (e.g., TCP), otherwise dropped data lost.

    仅当初始发送者使用更高层的RDT(例如，TCP)时，丢弃的帧中的数据才能恢复，否则丢弃的数据会丢失。

以太网的演化非常快。啥都变了就只有帧的格式没有变化，作为一个接口，以太网帧的实现是非常成功的。（以太网规定了最小帧长应满足：帧的传输时延等于最远两个站点间信号的往返传播时延。）我们来看看帧的结构：

  • Preamble: 前同步码字段，8个字节；7个字节用以唤醒接收适配器并进行时钟同步，每个字节的值都是0xAA；后一个字节用以确认帧的起始位。（为了确定起始位我们使用了一个哨兵位机制，对数据进行每5个1填充1个0）
  • Addresses: 地址字段，两个地址字段都是6个字节，地址是MAC地址。
  • Type: 类型字段，2个字节，说明了上层的协议是啥（可以记录2^16种）
  • Data payload: 最大1500字节，最小46字节；
  • CRC: 循环冗余检测字段，4个字节；

以太网具体的标准有：

使用的802.3协议（CSMA/CD+1-persistent+beb）的算法逻辑图如下：

octet是什么？

octet 表示的是8个bit ，当我们在谈论网络上的问题时，更喜欢使用这个词而不是Byte。

一些小的点

NOTE：物理上看到的节点星型组网形状并不一定是broadcast的接入方式，很可能是多个point-to-point！这种逻辑上的组网拓扑的link access 因中心设备不同而不同：中心设备是switch的话其实是多个point-to-point，今天的以太局域网基本就是这样，这就不用MAC协议了；而中心是hub的话对应的就是broadcast，hub相当于一个总线。

一个IEE802图示：

一些看到的比较好的文章：

以太网与令牌环网

Efficiency Of Token Ring

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