Р.Л. Смелянский - Компьютерные сети. Том 1. Системы передачи данных (1130069), страница 33
Текст из файла (страница 33)
При слабой загрузке (Лг = 0)счг будет мало передач„а следовательно, и коллизий, поэтому 6 = Аг. При"::: высокой загрузке должно выполняться соотношение 6 > М. При этом.,": пропускная способность канала (5) будет равна числу кадров„которые-."' надо передать, умноженному на вероятность успешной передачи..;-.' Если обозначить Рс вероятность отсутствия коллизий при передаче ~ кадра, то можно запнсать 5 = 6Рв. Рассмотрим внимательно, сколько времени требуется отправителю, чтобы обнаружить коллизию.
Пусть он начал передачу в момент,'." времени 1в и пусть требуется время Г, чтобы кадр достиг самой отда-.::. ленной станции. Тогда, если в тот момент, когда кадр почти достиг' ' этой отдаленной станции, она начнет передачу (ведь в системе А( ОНА:; станция сначала передает, а потом слушает), отправитель узнает об'У этом только через время, равное г, + 2г (рис. 4.9). Вероятность появления к кадров при передаче кадра с распреде-! левием Пуассона Зависимость между числом попыток передачи 6 и пропускной способностью о чистой системы А1„ОНА за время кадра показана на рис.
4.10. Максимальная пропускная способность достигается при 1 = 0,5 при у = 1!20, что составляет примерно !8% номинальной пропускной способности системы. Это означает, что если генерировать кадры со скоростью, большей чем 18 % пропускной способности канала, то очереди переполнятся и система «захлебнется». Результат не очень впечатляющий, но это плата за удобство; каждый передает, когда захочет.
Слотированная А!.ОНА В 1972 г, Л. Робертс (КоЬег1з) предложил модификацию чистой А!.ОНА [761, в которой все время работы канала разделяется на слоты. Размер слота при этом должен быть равен максимальному времени кадра. Ясно, что такая организация работы канала требует синхронизации. Кто-то, например одна из станций, испускает сигнал начала очередного слота.
Поскольку передачу теперь можно начинать не в любой момент, а только по специальному сигналу, то время на обнаружение коллизии сокращается вдвое. Откуда О,4О о,зо 1 0,5 1,0 1,5 2,0 з,о а !! Зависимости между нагрузкой и пРопускной способностью чистой и слотярованной систем А!.01-!А 145 0,20 0,10 Рис. 4.10 Как видно из рис. 4ЗО, максимум пропускной способности слотированной А!.ОНА наступает при С = 1, где о" = 1/е, т.е.
составляет около 37 %, что вдвое больше, чем у чистой А1.ОНА. Рассмотрим, как 6 влияет на пропускную способность системы. Для этого подсчитаем вероятность успешной передачи кадра за 7с попыток. Так как е ~ — это вероятность отсутствия коллизии при передаче, то вероятность того, что кадр будет передан ровно за 7г попыток, можно записать в виде Р— е-а(1 е-о)а-~ Среднее ожидаемое число повторных передач Е = '~КР =~>~)се о(1.
— е о)ь ' = во, хи йм Эта экспоненциальная зависимость показывает, что с ростом Сг. ',.' резко возрастает число повторных попыток, поэтому незначительное ',' увеличение загрузки канала ведет к резкому падению его пропускной ! способности. 4.3.5. Протоколвг множественного доступа с обнаружением несущей Максимальная пропускная способность, которую можно получить ". для системы АЕОНА, достигается при Ю = 1/е.
Это неудивительно;:...:;; так как в этих системах станция не обращает внимания на то, что,:::! делают другие, а следовательно, вероятность коллизии чрезвычайно: высока. В локальных сетях имеется возможность определения того,::,:::, что делают другие станции, и только после этого решать, что делать;;- самому. Протоколы, реализующие идею начала передачи только после',:,-: определения, занят канал или нет, называются протоколами с обна-,'. ружением несущей — СБМА (Сапзег Бепыйче Мп1йр1е Ассеяз). Настойчивые и ненастойчивые СЗМА-протоколы Рассмотрим протокол, согласно которому станция прежде чем ',':.
что-либо передавать определяет состояние канала. Если канал занят,:::,. то она ждет, а как только он освободился, пытается сразу начать.:; передачу. Если при этом произошла коллизия, станция ожидает слу-';:, чайный промежуток времени и все начинает сначала. Этот протокол '.„::. называется настойчивым СКМА-протоколом первого уровня, или,-;: /-иастойчивым С5МА-протоколом, поскольку станция, следуя':, этому протоколу, начинает передачу с вероятностью 1, как только',,'.;. обнаруживает, что канал свободен. Здесь важную роль играет задержка распространения сигнала в,';:,':,' канале. Всегда существует вероятность того, что, как только одна станция начала передачу, другая станция также стала готова переда- ';:;,', вать.
Если вторая станция проверит состояние канала прежде чем до.':"г нее дойдет сигнал от первой станции о том, что она заняла канал, то .:. вторая станция сочтет канал свободным и начнет передачу. В резуль- .-":: тате возникает коллизия. Чем больше время задержки сигнала, тем "..) 146 больше вероятность такого случая и тем хуже производительность канала. Однако даже если время задержки сигнала будет равно нулю коллизии все равно могут возникать. Например, если во время передачи готовыми к передаче оказались две станции. В этом случае они вежливо подождут, пока ранее начатая передача будет закончена, а затем будут состязаться между собой.
Тем не менее этот протокол более эффективен, чем любая из систем АЕОНА, так как станция учитывает состояние канала, прежде чем начать действовать. Другим вариантом СОМА-протокола является ненастойчивый СЯМА-протокол. Основное отличие его от предыдущего состоит в том, что готовая к передаче станция опрашивает канал. Если канал свободен, то она начинает передачу. Если же канал занят, то она не будет настойчиво его опрашивать в ожидании, когда он освободится, а будет делать это через случайные отрезки времени. Это несколько увеличивает задержку при передаче сигнала для станции, но общая эффективность протокола возрастает.
И, наконец, настойчивый СИМА-протокол уровня р. который применяется к слотированным каналам. Когда станция готова к передаче, она опрашивает канал. Если канал он свободен, то она с вероятностью р передает свой кадр и с вероятностью а = 1 — р ждет следующего слота. Так станция действует, пока не передаст кадр.
Если во время передачи происходит коллизия, станция ожидает случайный промежуток времени и опрашивает канал снова. Если при опросе он опять оказывается занятым, станция ждет начала следующего слота, и весь алгоритм повторяется. 1,0 ой 0,0 0,7 0,6 0,5 0,4 ой 0.2 0,1 0 1 2 3 4 5 6 7 Я 9 б Рис. 4.11. Зависимости пропускной способности протоколов А1.0НА и СИМЛ-протоколов различного уровня настойчивости от нагрузки 147 На рис. 4.1! показаны зависимости пропускной способности рассмотренных протоколов от нагрузки. СЗМА-протокол с обнаружением коллизий Настойчивые и ненастойчивые СЯМАг протоколы — несомненное улучшение протокола А1 ОНА, так как они начинают передачу, только проверив состояние канала.
Другое улучшение протокола АЬОХА,:1 состоит в умении станций определять коллизии как можно раньше, '' что экономит время и пропускную способность канала. Такой класс:,.-.* протоколов известен как СЯМАг'СР (Сагпег зепзе Мц(!!р1е Ассезз тг!!)т:: Со1йейоп Ре1есйоп)„т е. протокол множественного доступа с контро- "' лем несущей и обнаружением коллизий. Протоколы этого класса широко используются в локальных сетях..-', Модель их работы следующая. В момент времени гд одна станция за-," канчивает передачу очередного кадра, а все другие станции, у которых,'.,,', имеется кадр для передачи, начинают передачу.
Естественно, в этом !! случае происходят коллизии, которые быстро обнаруживаются по-,:- средством сравнения отправленного сигнала с тем сигналом, который::;. есть на линии. Обнаружив коллизию, станция сразу прекращает':,. передачу на случайный промежуток времени, после чего все начина- '!;. ется сначала. Таким образом, в работе протокола СБМАг'СР можно ':.' выделить три стадии; состязания, передачи и ожидания (когда нет::; кадров для передачи). Рассмотрим подробнее алгоритм состязаний. Определим, сколько,". времени станции, начавшей передачу, требуется, чтобы обнаружить " коллизию. Обозначим т время распространения сигнала до самой,': удаленной станции на линии.
Для коаксиального кабеля длиной „'; в 1 км т = 5 мкс. В этом случае минимальное время лля определения;:; коллизии будет равно 2т. Следовательно, станция не может быть::, уверена, что она захватила канал до тех пор, пока не убедится, что в '; течение 2т секунд не бьщо коллизий. Поэтому мы будем рассматри- ' вать период состязаний как слотированную систему АЬОНА со сло-:.':. гом 2т секунд на один бит.
Захватив канал, станпия может далее пере- .ь' давать кадр с любой скоростью. Стоит подчеркнуть, что обнаружение коллизий — это аналоговый.:,' процесс, поэтому, чтобы обнаруживать их, необходимо использовать. специальные кодировки на физическом уровне. Примеры таких ко- ..: дировок рассматривались в гл. 3 (см. манчестерские коды). Хотя коллизии в протоколе СЕМА!СР могут возникать только в '-,-' период состязаний'". тем не менее при болыпих т и коротких кадрах,::;, они съедают часть пропускной способности канала.
Рассмотрим,";-', как можно этих коллизий избежать с помощью протоколов класса С 5 МА/СА (Сагпег Яепае Мц1йр!е Асеева ччг!г Со11гаюп АчоЫепсе), т.е. протокола множественного доступа с обнаружением несугцей и предупреждением коллизий. Предположим, что имеется % станций с адресами от 0 до Аг — 1. Осе адреса уникальны. Требуется определить, кто будет владеть каналом, когда закончится текущая передача. Протоколы с резервированием (ЬН-гоар рготосо1) Идея метода, положенного в основу этой группы протоколов, состоит в следующем: в работе протокола выделяется специальный период состязаний, в котором число слогов равно числу станций, подключенных к каналу.
Клждая станция, у которой есть кадр для передачи, проставляет ! в своем слоге. Поскольку рассматривается канал с множественным доступом (т.е. когда все видят, что проходит в канале), то в конце состязаний все станции знают, кто будет передавать кадры и в каком порядке. Передача происходит в том порядке, в каком пронумерованы слоты. При этом, поскольку станции знают, кто будет передавать и в каком порядке, конфликтов не будет.
Если станция опоздала с заявкой на передачу, она должна ждать следующего периода состязаний, который начнется по окончании передач, заявленных на предыдущем периоде состязаний. Протоколы, в которых заявки на передачу откладываются и могут быть сделаны лишь в определенные периоды времени, называются протоколами с резервированием. Теперь рассмотрим производительность этого метода. Пусть Аг— число станций. Для удобства будем измерять время в количестве слотов состязаний, а также предположим, что передача одного кадра будет занимать ровно Ф таких слотов, а вероятность готовности станции к передаче распределена равномерно для всех станций, Тогда для станции с небольшим номером, например 0 или 1, время ожидания на передачу в среднем будет равняться 1,5Аг слогов состязаний, так как она, пропустив начало состязаний, будет ждать 0,5% единиц времени в первом периоде состязаний и Агединиц времени — во втором периоде.
![](https://s.studizba.com/z.php?f=/templates/si/i/noavatar.png&w=100&h=100&t=1"){kind=avatar}
