3.5.2_1 随机访问介质访问控制
在这个小节中，我们要介绍随机访问、介质访问控制。在考研大纲当中，要求我们掌握这样的几种介质访问控制方式。分别是信道划分、随机访问和轮询访问。
采用随机访问的这种策略去实现介质访问控制，我们需要了解ALOHA、CSMA以及CSMA/CD，CSMA/CA这几种协议，在这个视频中，我们先探讨前两种协议。
世界上最早的一个随机访问介质访问控制协议是ALOHA协议，它诞生于1968年。发明这个通信协议的人来自美国的夏威夷大学，当时这一帮人希望构建一个可以连接夏威夷地区的网络，取这一串英文的首字母，于是就把这个协议称为ALOHA。另一方面ALOHA这个词在夏威夷语里边也是当地人见面的一个常用的问候语，表示爱、感情、和平、同情等等。所以，来自夏威夷大学的这个团队提出的ALOHA协议，其实除了这几个英文单词的缩写之外，相信也结合了当地的文化背景。ALOHA协议又可以分为纯ALOHA和时隙ALOHA两种类型，ALOHA这种协议开创了介质访问控制的新的思路，也就是允许各个节点随机的去访问信道。后来，随着技术的发展，ALOHA协议又进化成了CSMA协议，这种协议在ALOHA协议的基础之上加入了载波监听的机制，一会儿我们会展
开来探讨。根据CSMA协议的实现细节的不同，又可以把它划分为1-坚持、非坚持和p-坚持 CSMA。再往后，基于CSMA协议，又进一步的发展出用于早期有线以太网的CSMA/CD协议，以及用于无线局域网，也就是大家熟悉的，WIFI的这种CSMA/CA协议，在历年的考研真题中CSMA/CD是最常考的，其次是CSMA/CA。ALOHA协议和CSMA这两种协议我们主要了解他们的理念思想，对于这两种协议的细节，不需要过度的深究。
首先我们看纯ALOHA和时隙ALOHA，这给大家整理了这两种ALOHA协议的流程图。首先来看纯 ALOHA协议，这种协议很简单粗暴，如果几个节点共享一个信道，其中的某一个节点，它一旦准备好数据帧之后，就可以立刻把数据帧发送到这个信道上，如果有两个节点同时准备好了数据帧，并且同时再往信道上发送各自的数据帧，那么两个节点之间肯定会产生冲突，也就是信号和信号之间彼此相互干扰，最终导致数据的接收方收到错误的信息。在这种有可能发生冲突的情况下，为了保证数据帧的传输是可靠的。因此，我们需要在纯ALOHA协议当中引入ACK确认机制，大家可以结合我们之前学习的停止等待协议来理解。如果一个结点把数据帧发送到信道上，它会等待数据的接收方返回ACK，如果超时没有收到ACK，数据的发送方就会随机等待一段时间之后，再尝试重传这个数据帧，这是超时重传机制。数据的发送方如果能够收到ACK，就会进入到下一个帧的传输，一旦下一个帧准备好之后，又会把下一个帧立刻发送到这个信道上。
这儿给大家画了一个纯ALOHA协议的示意图，假设最下方图是一条广播信道，有A、B、C、D这样的四个节点，分别对应四条横线，这四条横线的横轴方向表示的是时间t增长的方向。首先假
设绿方格开始这一时间点，A节点准备好了一个数据帧，我们把这个数据帧命名为a_1，刚才我们说过，在纯 ALOHA协议当中，一旦准备好了一个数据帧，这个节点就会立刻把数据帧发送到信道上，所以从这个时间点开始A节点会把信号打到广播信道上。我们不妨假设在这段时间之内，其他任何一个节点都不会往这个广播信道上发送数据帧。因此A结点的a_1数据帧在整个传输的过程中不会发生信号冲突，当整个数据帧传输完成之后A节点就可以撤销相应的信号。
随着时间的推移，我们假设在上图1红点这个时间点B节点准备好了b_1这个数据帧，当这个数据帧准备好了之后，它就会立即把这个数据帧的信号发送到信道上，与此同时在b_1这个数据帧还没有传输完成的时候，我们假设上图2红点这个时间点C节点也准备好了想要发送的数据帧叫做c_1，当c_1这个数据帧准备好了之后，它就会立即把数据帧的信号发送到信道上，C结点发出的信号和B 结点发出的信号就会有冲突，而这种信号的冲突又会导致两个数据帧的某一些比特发生错误。比如说b_1数据帧最后一段和c_1数据帧的开头一段，很有可能会因为信号冲突而导致比特错误。之前我们学过差错控制的原理，如果一个帧的内部有比特错，这个帧的接收方会检测出这种比特错误，并且把有错误的帧给丢弃。同时，基于停止等待协议的思想，接收方把错误帧丢弃之后不会给数据的发送方返回ACK，因此节点B迟迟没有收到ACK，就知道b_1这个帧发送失败了。在这种情况下，基于纯ALOHA协议的规则，发送节点会随机等一段时间之后再尝试重传。类似的道理，节点 C也会因为迟迟没有收到c_1帧的ACK而发现c_1这个帧已经传送失败了。因此C节点也会随机等待一段时间之后，再尝试重发c_1这个帧，在另一个时刻，D节点准备好了d_1这个帧，并且会立即把d_1帧发送到广播信道上，在这个帧发送的过程当中，并没有其他节点传输别的帧，因此d_1这个帧可以传输成功。回到B节点，b_1这个帧传输失败之后，随机等待了一段时间，在另一个时间点重发b_1这个帧，与此同时，A节点又准备好了a_2，这两个帧的传输信号在信道上又会有一段重合的时间，也就是会发生冲突。因此a_2这个帧和b_1这个帧又会传输失败，二者又需要随机的再等待一段时间再重新发送，再回到C这个节点，刚才我们说c_1这个帧传输失败，随机等待一段时间之后，在另一时间点重新传输c_1帧，这次传输和其他的帧并没有时间上的重合，因此c_1 这个帧重传可以成功。有必要解释一下，为什么每个帧需要随机等一段时间之后再重新尝试重传？思考这样的一个问题，如果一个帧传输失败之后，我们只等待固定的一个时间，而不是随机的一个时间，是不是意味着比如说b_1和c_1这两个帧，它们俩传输失败之后都需要等待固定的时间。在这种情况下，两个帧的下一次重传肯定也会发生冲突，如果我们让每个帧发送失败的时候，随机等待的时间的长短是不一样的，那么各个帧重新发送的这个时间就有可能把它们错开。所以在ALOHA协议当中，如果一个帧发送失败，它的下一次重传，我们需要用某一种随机算法去确定一个重传时间，这样可以使得发生冲突的两个帧，在下一次重传的时候，尽可能的让他们把时间给错开，这就是为什么要随机等一段时间的原因，这是纯ALOHA协议。
接下来看时隙ALOHA协议，相比于纯ALOHA，时隙ALOHA会规定时隙的大小，并且大小是固定的。
我们结合这张图来理解，同样A、B、C、D四个节点连接在同一条广播信道上，对于时隙ALOHA协议来说，会把时间切分为固定大小的时隙，一小格就是一个时隙，一个节点可能在任何时候准备好接下来要发送的数据帧，但是这个数据帧准备好之后，不可以立即发送到信道上，而是需要在接下来的时隙当中把它发送到信道上，比如A这个节点，在某一时刻准备好了a_1这个帧，但是这个帧需要到接下来的时隙当中去发送，其他几个帧的发送都是一样的。所以在时隙ALOHA协议当中，如果一个节点准备下一个数据帧，这个数据帧会在最近的一个时隙才发送到信道上，时隙的大小是固定的，并且一个时隙一定可以传输完整个帧。从上图例子中可以看到A、B、C、D这几个节点，分别准备好a_1、a_2、b_1、c_1、d_1 这几个帧之后，他们并不会立即把帧发送到信道上，而是会在下一个完整的时隙当中，再把这个帧发出去，和纯ALOHA协议对比，会发现采用时隙ALOHA协议之后，这些帧的发送过程就没有发生冲突。因此，时隙ALOHA协议避免了用户发送数据的随意性，相比于纯ALOHA协议来说，降低了冲突的概率，从而也提升了信道的利用率。
当然时隙ALOHA协议也有可能会发生冲突，比如我们让C节点在某一时刻准备好c_2这个帧，c_2 帧的发送和a_2帧的发送就会刚好碰在同一个时隙当中，此时这两个帧就发生了冲突，发生冲突之后A、C这两个节点会分别随机的等待一段时间，然后再尝试重新发送各自的数据帧。所以时隙ALOHA也会发生冲突，只不过发生冲突的概率要比纯ALOHA要更小。
接下来我们介绍CSMA协议，中文译名是载波监听多路访问协议。在考试当中，通常直接使用CSMA这种英文缩写，很少使用中文的译名。CSMA协议相比于ALOHA协议来说，有一个重要的新特性被引入了，就是监听。在CSMA协议当中，我们会要求各个节点在发送数据之前需要先监听一下信道是否空闲，只有信道空闲的时候，才会尝试去发送数据，相比之下ALOHA协议在发送数据之前并不会去监听，并不会去检查信道上有没有其他节点的数据。
我们不妨用耳朵的图标去表示各个节点监听信道的特性。在硬件层面，如果要支持CSMA协议，网络适配器也就网卡上需要安装一个载波监听装置，这个装置可以用于监听信道上有没有其他节点正在发送的数据。比如说现在B这个节点正在往信道上发送数据，与此同时A这个节点也想要发送数据，但是在发送数据之前，他会先监听信道，发现信道上有其他节点发出的数据，或者说信号，A节点会暂时不发送数据，等信道空闲了再发，所以CSMA协议就像是一群有礼貌的人在进行对话，就是每一个人在开口说话之前会先听一下有没有其他人正在说话，如果其他人正在说话，等他说完我再说，相比之下ALOHA协议就是一群无理的匹夫在对话，不管此时有没有其他人正在说话，反正只要我有话想说，就会立刻开始发言。这是CSMA协议和ALOHA协议的一个显著区别。CSMA 协议又可以进一步的分为1-坚持CSMA、非坚持CSMA以及p-坚持CSMA。分别看一下这三种CSMA协议的区别，先看最简单的一种。
叫做1-坚持CSMA协议。假设现在B节点正在发送数据帧，也就是说正在使用信道，此时如果A节点准备好了接下来要发送的数据帧，它在发送数据帧之前会先监听信道，如果此时信道不空闲，A节点会坚持监听信道，监听的动作会一直持续，直到发现某一个时刻信道上的信号已经被撤销了，此时信道空闲了，这个节点就会立刻把自己想要发的数据给打到信道上，A节点的数据帧发出去之后可能传输成功，也可能传输失败，如果传输成功，比如说A节点收到了刚才发出去的数据帧的 ACK，A节点就可以去准备下一个数据帧，然后用同样的方法去发送下一个数据帧。当然传输有可能会失败，比如说同样是刚才那个故事，B节点首先在信道上发送数据，与此同时A节点准备好了下一个数据帧，准备好数据帧之后就会开始监听信道，看他什么时候空闲，另一方面C节点也准备好了下一个数据帧也在同时监听这个信道，当B节点发完自己的数据帧之后，A和C同时会感知到信道的空闲，于是A结点和C结点会同时往信道上发送自己的数据，此时A结点和C结点就冲突了，于是这两个节点发送的数据帧就有可能传输失败，传输失败之后，这两个节点会随机推迟一段时间之后再重新尝试重传。关于为什么要随机推迟一段时间，原因和ALOHA协议是一样的，因为A和C同时发送数据，并且同时发生了数据的冲突，如果他们俩发送失败之后，推迟重发的时间是一样的，下一次他们俩重发的时候肯定也会冲突，因此发生冲突的这些节点，需要采用某一种随机算法去计算出一个随机值，各自推迟不同的时间，再去尝试重传，这样就可以降低重传的时候，再一次发生冲突的概率。所以推迟重传的时间应该是随机的，各个节点推迟的时间不相同，如果一个结点要重传数据帧，推迟的时间到点了之后，做的事情和发一个新的数据帧是一样的，它也会重新开始监听这个信道，并且如果信道不空闲，就会坚持监听，一旦发现信道空闲，又会立刻把这个数据帧重传到信道上，这是1-坚持CSMA协议。根据刚才的分析，不难得出这样的结论，这种协议的优点就是
信道的利用率高。因为所有的节点在准备好数据之后，就会开始监听这个信道，一旦信道空闲下来，并且某一个节点已经有准备好的数据帧，这个节点就会立即把信道再一次给用起来，所以信道的利用率是比较高的，这是它的优点。它的缺点就是刚才我们说的那种情况，如果多个节点都已经准备好了数据，并且这些节点都在同时监听信道的时候，一旦这个信道空闲下来，就会有多个节点同时发送数据，在这种情况下，冲突的概率就会增大，怎么解决这个缺点呢？接下来，我们把这种协议进行改造，提出非坚持CSMA。
这两个图会发现只有左边部分的流程是不一样的，其他部分完全一致，接下来我们重点关注左边部分，在非坚持CSMA协议当中，数据帧被准备好之后，在发送之前需要先监听信道，如果信道此时不空闲，会放弃监听信道，并且随机推迟一段时间，过一段时间之后再尝试去监听信道，用这样的策略可以减少冲突的发生，这么说可能比较抽象，还是用刚才那个例子。假设现在B节点正在往信道上发送数据，与此同时，A节点准备好了下一个数据帧，准备数据帧之后，会开始监听信道，另一方面C节点也准备好了下一个数据帧，它也会监听信道，基于非坚持CSMA协议的规则，这两个节点此时去监听信道，会发现信道是不空闲的，一旦发现信道不空闲，这两个节点就会放弃去监听
信道，并且会随机推迟一段时间，比如说C这个节点发现现在信道是忙碌的，随机往后推迟十秒钟，十秒钟以后再来看信道有没有空闲，而A这个节点它也随机往后推迟了几秒，不过它的随机时间可能是三秒，三秒之后来检查一下信道有没有空闲，这样的话就意味着三秒之后，如果信道空闲了，A这个节点就可以去使用信道，而十秒之后C节点才会再重新检查这个信道，也就是说，因为这种随机推迟一段时间的策略A和C这两个节点，下一次去监听信道的时间是不一样的，这样的话就可以让这两个结点发生冲突的概率降低。所以非坚持CSMA协议，解决了1-坚持CSMA协议的缺点。刚才我们说的是信道不空闲的情况，如果信道空闲的话，和1-坚持CSMA一样，节点会立刻把数据帧发送到信道上，从图中左边部分，大家应该可以看出为什么这种协议称为非坚持的协议，因为在这种协议中，如果信道不空闲，各个节点并不会坚持监听信道，而是会放弃监听信道，所以叫非坚持的CSMA协议。相比之下CSMA协议当中，如果信道不空闲，节点会坚持监听，直到信道空闲，然后立刻发送数据帧，所以这是坚持和非坚持两个定语的含义。结合刚才的例子，我们能体会到这种协议的优点就是：当多个节点都已经准备好数据，但是信道还没有空闲的时候，由于各个节点检测到信道不空闲，会分别随机推迟一段时间，因此这种随机推迟的策略可以使各个节点错开发送数据，从而降低冲突的概率，这是它的优点。与此同时也带来了一个缺点，就是在刚才这种情况下，有可能信道刚恢复空闲的时候，并不会被立即使用，导致信道的利用率降低，什么意思呢？像刚才说B节点正在使用信道，A和C监听信道都发现信道在忙，A随机推迟到三秒以后再来检查信道，而C随机推迟到十秒以后再来检查信道，是不是有可能在一秒到三秒这个期间内，其实节点B已经把这个信号撤销了，也就是说这段时间信道是闲置的，这段时间没有被立即利用起来，同样的道理，如果A这个结点，它在三秒到四秒这段时间内传输数据，在四秒以后信道又空闲了，接下来 C这个节点要等到十秒之后才会开始利用信道，所以四秒到十秒，这段时间信道资源又闲置了，所以这种非坚持的策略带来了优点的同时，也导致了一些缺点，可能会使得信道利用率降低。怎么办呢？不妨把1-坚持和非坚持进行一个中和，提出一种p-坚持CSMA协议。
p-坚持CSMA协议，只有图中红色框框部分和1-坚持是不一样的。首先和1-坚持CSMA协议一样，在p-坚持协议当中，一个节点准备好数据之后会监听信道，如果信道不空闲，这个节点会坚持监听，所以他有坚持监听的特性，直到发现信到空闲的时候，会有这样的两种可能性发生，首先有p 这么大的概率，会立即把数据帧发送到信道上，另外有1-p的概率会推迟一段时间，再尝试发送。
结合一个例子来理解，假设B节点正在信道上发送数据，与此同时A节点准备好了下一个数据帧，开始监听信道，C节点也准备好了下一个数据帧，同时也会监听信道，无论是哪个节点都会发现，此时信道是不空闲的，但是他们会坚持监听，直到发现信道空闲为止。假设在之后的某一个时刻B 结点撤销了自己的信号，此时两个结点都发现信道空闲了，接下来我们不妨假设概率p等于二分之一，1-p也等于二分之一，也就是说，当他们俩都发现信道空闲的时候，每一个节点有二分之一的概率可能会立即把数据发送到信道上，也有二分之一的概率会尝试着推迟一段时间再重新发送，不妨假设A这个节点，用某一种算法刚好确定了这一次刚好落在了立即发送的选项上，所以A节点会立即把自己准备好的数据帧打到信道上，与此同时C节点会尝试推迟一段时间再发送，不妨假设C 这个节点会推迟三秒，A节点发送数据帧两秒之后，数据帧就发完了，所以A节点会撤销信号，接下来到第三秒的时候C节点又会重新尝试监听信道，发现此时信道空闲，并且这次假设C节点以二分之一的概率抽中了立即发送选项，此时C节点会把自己的信号打到信道上，从刚才例子当中不难看到，p-坚持CSMA协议属于1-坚持CSMA和非坚持CSMA的折中方案。如果有多个节点同时准备好了数据，在信道空闲的情况下，各个节点不一定同时发出自己的数据，这样可以降低冲突的概率，同时p-坚持也解决了非坚持协议当中信道利用率低、信道可能会长时间闲置的问题。现在大家
应该能够感受到p-坚持的这个p是什么意思了。就是当一个节点发现信道空闲的时候，会以概率p去把数据帧发送到信道上，同时会以概率1-p推迟一段时间再去尝试发送，因此p这个前缀指的是信道空闲的时候，立即把数据帧发出去的这种概率，类似的道理，1-坚持的这个1表示的就是当信道空闲的时候，是以概率1去立即把数据帧发送到信道上。如果用同样的逻辑去给非坚持CSMA改一个名字的话，我们不妨把它加一个前缀，变成1-非坚持CSMA协议，这样有助于大家记忆，可以把非坚持CSMA记作是1-非坚持CSMA，这个1的含义就是当信道空闲的时候，会以概率1把这个数据帧立即发送到信道上，另一方面，非坚持和坚持这两个定语指的是当信道不空闲的时候，到底要不要坚持去监听信道，如果不坚持监听信道，会选择随机推迟一段时间再来尝试监听信道。
在这个视频中，我们先介绍了ALOHA和CSMA这两大类协议。ALOHA协议在发送数据之前不会监听信道是否空闲。ALOHA分为纯ALOHA和时隙ALOHA，后者比前者发生冲突的概率更低。CSMA协议当中介绍了1-坚持、非坚持和p-坚持这样的三种方案，其中非坚持这种方案为了方便记忆，可以把它记作是1-非坚持，就是把三者的命名规律统一一下，前面的这个1或者p指的是当监听到信道空闲的时候，到底以多大的概率去立即发送帧，而第二个定语坚持和非坚持指的是当信道不空闲的时候，到底要不要坚持监听信道。大家可以结合这张图进行回顾。
以上就是这个视频的全部内容。