无线局域网论文设计全文Word格式文档下载.docx
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将无线局域网与有线局域网相比拟,可以将运行速率除以节点个数,得出每种类型局域网的每个节点的数据率.对于有线局域网,100Mb/s/80Mb/s.而无线局域网中注意到尽管通过接入点连接到以100Mb/sb局域网的接入点时被限制在只支持11Mb/sMb/s.
多径传播引起的干扰会限制吞吐量,电磁干扰也会影响传输.因此,适当的站点检测能把许多问题在尚未发生时就解决掉.
几年前,无线局域网适配卡和接入部件还相对昂贵.尽管这些产品的本钱都已经因为大规模的生产有所下降,但其价格还是比10Mb/s网卡贵许多倍.
无线局域网的一个主要局限性就是移动平台的电池寿命.当无线局域网被用来在难以布线构建LAN的地方提供通信时,那个地方很有可能缺少电源插座.类似地,使用PDA在商店里边移动边检查库存,电源插座的存在就没有意义了,因为为设备的电池充电需要时间.因此,在很多场合下,移动平台的电池寿命势必系考虑的一个不小的局限性.
在医院里记录和提交有关病人的信息
在大学校园了对特定活动进展技术支持
控制批发和零售的库存
通过宾馆、机场和公用楼群里的接口接入因特网
通过简短通知来配置组织Ad-hoc短期培训中心
不用添加、移动和修改设施的动态网络环境
对商贸展览运作进展技术支持
本章主要介绍数据链路层功能与其实现过程,以与其分层结构,说明数据传输的握手过程,数据交换过程等等问题.在说明问题之前,有必要介绍一些专业术语以与MAC层的根本概念性知识.
2.1术语和概念介绍
2.1.1DCF
DCF是IEEE802.11MAC帧的最根本的访问方法,在所有STA中被贯彻执行,用于IBSS与构造网络中.
对于一STA帧的传送,首先侦听介质是否有另一个STA正传送数据,如果介质空闲,如此传送可以进展,正在传送的STA必须保证试图传送前的一定的时间内介质是空闲的.如果介质忙,如此该STA应延迟发送,直到当前传送完毕.
可见DCF方式下,STA使用CSMA/CA和在介质忙时使用一随机延迟的方法允许在两个兼容的物理层间自动共享介质,另外所有正确的传输均以一个ACK帧进展确认,如果发送者没有受到ACK帧,如此要将该帧进展重传.
当多个工作站同时访问一个介质时冲突最可能发生,而CSMA/CA减少了冲突发生的可能性.介质由忙变闲的瞬间<
这可由载波侦听机制提供>
是冲突发生率最高的时候,这是因为多个STA可能都一直在等着介质重新变为空闲.这种情况下需要一随机的后延程序以解决介质的竞争冲突问题.
实际的载波侦听机制是通过发布一预定信号预定介质来实现的.发布预定信息的途径之一是在实际的数据传输之前交换RTS和CTS信息帧.RTS和CTS帧中包含了时间和地址信息,定义了一个时间片即介质传送实际的数据帧和返回ACK信息帧将占用的时间.在接收性能X围变化之内,所有的工作站,包括发送站〔发送RTS〕、接收站〔发送CTS〕都将收到介质被预定的信号.于是即使工作站不能接收源工作站的信息,它仍然知道将有人要使用介质传送数据.
发送预定信息的另一途径是在正确传送的帧中包含时间/地址信息,给出介质被占用的时间,或者在传送的完毕立即送一ACK信息帧或万一有分段发生,在该确认帧后附下一分段分帧.
RTS/CTS机制的另一好处发生在当多个业务集同时占用一个信道时.介质预定机制在BSA的界限X围内起作用.RTS/CTS机制也可以在一种典型环境下提高操作性能,在此环境下,所有的工作站均能接收来自AP的信息,却都不能接收来自同一个BSA中的其他工作站的信息.
RTS/CTS机制不能在广播和存在多个接收者的情况下应用.因为这样存在多个接收地址,对于一个RTS信号来说,这意味着可能多个并存的CTS信号作为回答.而实际上,并非每一个数据帧的传送都需要交换RTS/CTS,这是因为附加的RTS/CTS交换增加了数据在空中传输的低效率.所以该机制并不总是正确的,特别是对较短的帧.
RTS/CTS在摩尔司码阈值属性的控制下运行,该属性可以在每一个根本的工作站被设置,工作站可能被设置为或者总是用、从不用、或者仅仅当帧的长度大于一特定值使用RTS/CTS交换机值.
没有被设置为开始时实施RTS/CTS机制的工作站仍将更新其在接收的RTS或CTS帧中包含的时间信息的载波帧听机制,并总是对一有地址信息的RTS信号回答一CTS帧.
该协议允许工作站支持不同的数码率的设置.在一个根本数码率变化X围内,工作站承受所有的数码率设置,并能在一个或多个根本数码率设置下传送数据.为支持适当的RTS/CTS操作和实际的载波帧听机制,所有的工作站必须都能检测到RTS/CTS信号.因此,RTS/CTS信号必须在一根本的数码率设置的速率下传送.
2.1.2PCF
除了上述分布式协调功能以外,还存在其它的基于不同优先级的集中式接入模式.这种模式即为点协调功能模式,这种模式可以允许在无竞争环境中高优先级站能接入到介质中去.在这种模式中,通常控制核心局部都把控制权授予给一个集中式的协调器,一般这个协调器就是接入点本身.因此接入点很多时候又被称为点协调器〔PC〕.PCF的工作原理是它本身会询问所有的站是否具有无竞争业务流量,如果有,那么PC就会把这些业务流量收集起来并把这些流量传到要求的目的战中.
PCF运用了带有优先级的实际的载波侦听机制,PC分发带有指示管理信息的帧,通过设定STA中的NAV〔网络分配矢量〕来获得对介质的控制权.另外,所有PCF下传送的帧用了一个比在DCF方式下传送帧的帧间间隔要小的帧间间隔,这意味着当多个STA同时访问同一个信道时,PCF可以对访问介质有较高的优先级.另外,在无线局域网中,还允许DCF和PCF的共存,DCF作为PCF的根底而存在.
2.1.3CSMA/CA
CSMA/CA是无线局域网中最根本的介质访问方式,再次提供了两种CSMA/CA方式.一种由物理层提供,即实际的载波侦听机制.另一种由MAC层提供,称为虚拟的载波侦听机制.
CSMA/CD被用于很多基于IR的局域网,其发射和接收都是定向的.在这种情况下,发送器总是用自己发射的信号与从其它终端接收到的信号比拟来检测冲突.无线电波传播不是定向的,这使得在自己发射期间确定其它终端的发射有困难.因此,冲突检测机制不适合无线局域网.然而兼容性对无线局域网非常重要,因此网络的设计人员不得不考虑CSMA/CD与以太网骨干局域网的兼容性,后者在有线局域网领域占主导地位.
尽管在有线局域网里实现冲突检测很容易,只需要检测电平再和某一阈值电平比拟,但在无线信道中由于衰落和其他无线信道的特性无法采用这种简单的技术.一个可以被用来检测冲突的简单方法是让发射站首先对信道的信号进展解调,解调之后将所得信息与自己发射信息相比拟,如果二者不一致如此认为是冲突发生了,如此立即中止发射分组.然而在无线环境里,发送器自己的信号在所有附近接收信号中占优势,因此接收器可能无法分辨冲突,只检测到自己的信号.为了防止这种情况发生,发射站的发射天线模式应该与其接收模式有所不同,但是在无线终端设置这样的模式并不方便,因此这需要定向天线,并且发送器和接收器都需要昂贵的前端放大器.
在CSMA/CA中使用了两个特殊的帧,他们分别是RTS<
发送请求帧>
和CTS<
去除发送帧>
.
2.1.4NAV
NAV就是网络分配矢量.
2.1.5MAC信息管理库〔MACMIB〕
MAC层的信息管理库是由一系列表格形式的属性值按照一定的规如此组织起来的,这样就能对同属于一个MAC层中的不同事件起到协调作用.MAC层的信息管理库又包括了两套属性：
站管理属性组和MAC属性组.一下重点介绍MAC属性组的一些属性.
dotllMACAddress:
该属性值表示MAC的唯一单独地址值.该属性值属于MAC层私有,并且MAC层也通过这个地址才能完成接收不同的帧,并把这些帧传递到更上层协议层进展处理.
dotllRTSThreshold:
该属性控制在传递数据帧和管理帧前传递RTS控制帧.具体的属性值定义了传递RTS所需最短帧的长度.该属性的缺省值为2347字节.
dotllShortRetryLimit:
该属性定义了可以传递一个长度小于dotllRTSThreshold阈值的帧的次数阈值.超过这个阈值,这个帧就会被丢弃而且会向上层激发一个故障事件的产生.
dotllLongRetryLimit:
该属性定义了一个可以传递一个长度大于或者等于dotllRTSThreshold阈值的帧的次数.超过这个阈值,这个帧就会被丢弃而且会向上层激发一个故障事件的产生.该阈值的缺省值为4,并且这个却省值可以由本地或者外部管理器进展修改.
dotllFragmentationThreshold:
该属性定义了物理层所能承受的帧的最长长度.超过了这个最长长度的帧都将被进展分段.
dotllTrahsmittedFragmentCount:
该计数器记录成功传递了多少个帧片段.一个不需要经过分段处理就被传递了的MSDU也算作一个帧片段并增加一次这个计数器的值.一次成功的传递被定义为向特定地址发送的已经接收到其ACK信号的数据帧,或者其它向组播地址发送的数据或管理帧.
dotllMulticastTransmittedFrameCount:
该计数器仅仅记录传送了多少个组播帧.只要传递一个组播帧,那么计数器就增加一.
dotllRetryCount:
该计数器记录那些在完成成功传输过程中至少经过了一次重传的帧数.
dotllMultipleRetryCount:
记录那些在完成成功传输过程中至少经过了两次重传的帧数.
2.1.6帧间间隔<
IFS>
两帧之间的时间间隔,对给定的间隔,工作站通过载波帧听判断介质的忙闲状态.定义了四种不同的IFS以提供对无线介质的优先级别访问.不同的IFS有其独立的工作站比特率.IFS定时被定义为介质上的时间间隙,视每个物理层而不同.
SIFS
被用于ACK、CTS、有分段时的下一分帧或在点协调方式下作为对任一询问的回答,在轮询控制时也可用于任意的帧.SIFS时从前一帧最后一个符号的完毕到接下来一帧开头低一个字符的开始所对应的时间,可被用于一系列帧交换的过程中.当工作站已占用介质需保持一段时间以执行一系列的帧交换时,利用这一最短的时间间隔传送一系列帧交换可以阻止那些需等待介质空闲较长时间间隔的工作站争用介质,于是这一系列的帧交换的进展就取得了优先权.
PIFS
仅仅被用于PCF方式下.在一CFP开始时取得介质访问的优先权.
DIFS
用于分布协调方式下.工作站传送MPDU和MMPDU,在正确接收一帧并后延时间期满,如果载波侦听判断介质在DIFS期间空闲,使用分布协调的工作站将被允许传送数据.
如果传送中有错误,那么即使判断出介质空闲后,一个在分布协调方式下的工作站也不能传输数据.工作站可能接收一个"
错误----空闲〞帧后传送,是工作站重新同步.折旧允许工作站使用DIFS,可见DIFS在上述"
错误——空闲〞帧之后.
EIFS
扩展的IFS,用于分布协调方式下.此时物理层指示MAC：
一帧的传送开始后,没有正确的接收.
物理层不用实际的载波侦听机制检测出错误的帧后判断介质空闲,随后EIFS延迟开始.在一个工作站开始传送以前,EIFS为另一个工作站提供足够的时间以回答该工作站,什么是不正确接收的帧.根据实际的介质忙闲状态,在EIFS期间,由于收到一"
错误——空闲〞帧而使工作站重新获得同步.所以EIFS被终止,正常的介质访问在收到"
错误——空闲〞帧后继续执行
2.1.7帧的分段和重组
所谓真的分段,就是将一个MAC服务数据单元MSDU或一个MAC控制协议数据单元MMPDU分割为较小的MAC级别的帧即MAC协议数据单元MPDU.分段处理产生的比原先的MSDU与MMPDU长度更短的MPDU增加了可靠性,这种方法是通过在某些信道对一些较长帧有些特殊的限制其承受可靠性时增加了MSDU与MMPDU成功传输的可能性,该处理对于一个立即发射机是比拟可靠的.将多个MPDU重组为单个的MSDU或MMPDU的处理过程称为重组,这一过程相应地对一个立即接收机非常方便.该过程只对单一接收地址的帧进展分段,而在广播或组播时不进展分段.
当从LLC层接收的MSDU或从MLME接收的MMPDU的长度大于2.1.5中的dotllFragmentationThreshold分段阈值时,MSDU或MMPDU就将被分段成为MPDU.每一个分段帧的长度均不大于上述分段阈值,当然小于该阈值也是可能的.分段的示意图如下：
2.2MAC分层结构
MAC层分为MAC子层和MAC管理子层.前者主要负责访问机制的实现和分组的拆分和重组.其管理子层主要负责ESS漫游管理、电源管理,还有登记过程中的关联、去关联以与要求重新关联等等过程的管理.802.11物理层分为三个子层：
PLCP〔物理层会聚协议〕、PMD〔物理介质相关协议〕和物理层管理子层.PLCP子层主要进展载波侦听的分析和针对不同的物理层形成相应格式的分组.PMD子层用于识别相关介质传输的信号所使用的调制和编码技术.物理层管理子层为不同的物理层进展信道选择和调谐.除此之外IEEE802.11还定义了一个站管理子层,它的主要任务是协调物理层和MAC层之间的交互作用.
2.2.1MAC子层
MAC层支持三种主要的帧类型——站点间传输信息所用的数据帧、控制访问介质所用的控制帧以与管理帧.管理帧用于站点第二层间交换管理信息,而不会将管理信息送往协议栈的高层.
2.2.1.1帧格式
802.11的帧格式是可变长的.图2.2说明了站点间发送信息所用的MAC数据帧格式.在后面的介绍中将会发现,该帧的某些域也在其他类型的帧中使用.
帧正文〔Body〕域的最大长度可达2312Byte,如上图所示.然而,因为无线链路的误码率比有线LAN误码率高得多,随着帧长度增加,帧信息受破坏的概率也高.因此一个无线局域网比一个有线局域网的情况就糟糕多了.为弥补这种情况,无线局域网在MAC层支持一种简单的分段重组机制.
A,控制域
16bit的帧控制域包含11个子域.其中有8个1bit域,通过设置,可指定一个特性或功能.以下将介绍控制域中的每个子域.
a、协议版本子域
2bit的协议版本子域提供了一种标识802.11标准版本的机制.该标准的最初版本中,协议版本子域值设为零.
b、类型和子类型子域
类型和子类型子域提供6bit来标识一个帧.类型子域能识别4种类型的帧,但目前仅定义了3种.4bit的子类型子域标识了类型分类中的一种特定类型的帧.
c、到分布系统子域
该子域为1bit.当帧寻址到一个接入点以便转发到分布系统时,该子域置〞1〞.否如此该子域置"
0〞.
d、来自分布系统子域
该子域也是1bit.当帧是收自分布系统时,该子域置"
1〞,否如此该子域置"
e、多段子域
该子域为1bit.当在当前段之后还有更多的段时,这个域的值就设为"
1〞.这个域使发送端注意一个帧是一个段,并且允许承受端将一系列段重装成一个帧.
f、重试子域
当这个1bit域被置"
1〞,表示这个帧是一个先前传送过的重传段.接收站点用这个域来识别当确认帧丢失时可能发生的重传.
g、电源管理子域
站点可选择两种电源模式〔即节能模式或活动模式〕之一.当发送时一个站点是活动模式时,一个帧能将其电源状态从活动改为节能模式.
通过使用电源管理比特,一个站点可标识其电源状态.接入点使用该信息,不断维护工作在节能模式的站点记录.接入点将缓存发往其他站点的分组,直到那些站点通过发送轮询请求来专门请求分组,或是改变其电源状态.
通过使用信标帧可获得另一种将缓存帧发送给一个运行于节能模式站点的技术.接入点周期性地发送信息,这些信息是关于运行于节能模式的站点有接入点所缓存的帧,作为信标帧的一局部.每个这样的站点承受信标帧后被唤醒,注意到有帧存储在接入点中等待转发.然后这些站点就保持在活动电源状态,并且给接入点发送一个轮询请求信息以索取那些帧.
h、多数据子域
这个子域指示在当前帧后带有更多帧.这个1bit子域由接入点设置,指示有更多的帧缓存在一个特定站点中.记住当一个目的站点运行在节能模式时,将在接入点中产生缓存.目的站点可利用此信息来决定它是否要继续轮询,或者这个站点是否要将电源管理模式转变为活动模式.
i、有线等效某某子域
委员会提出通过附加授权认证和加密保证安全性,统称为有线等效某某〔WEP,WiredEpuivalentPrivacy〕.WEP子域的设置指示了帧的正文按WEP算法加密.
j、顺序子域
控制域的最后一个子域是1bit的顺序子域.该比特1指示帧使用严格顺序服务等级进展发送.该子域的使用是适应DECLAT协议的,DECLAT协议不允许单播和多播帧间顺序的变化.因此,对于大多数无线应用是不使用该子域.
以上是对控制域内的子域做了详细介绍,下面继续讨论MAC数据帧.
B持续时间/标志符域
这个域的含义与帧类型有关.在一个节能轮询消息中,该域指示了站点标志符〔ID〕.在其他类型帧中,该域指出持续时间值,它表示发送一帧所需的时间间隔,单位是微秒.
C地址域
一个帧可以包含多达4个地址,这与控制域中ToDS和FromDS比特设置有关.地址域被标识为地址1到地址4.
基于控制域中的ToDS和FromDS比特设置,地址域的应用情况见表2.2.注意表2.2中地址1总是指承受端地址,这个地址可以是目的地址DA、根本服务集ID<
BSSID>
或是接收地址RA.如果ToDS比特置"
1〞,那么地址1中含接入点地址；
如果ToDS比特置"
0〞,那么地址1中是站点地址.所有站点按地址1域中的值进展过滤.
表2.2基于控制域中的ToDS和FromDS比特设置的MAC地址域值
ToDS
FromDS
地址1
地址2
地址3
地址4
DA
SA
BSSID
N/A
1
RA
TA
地址2总是用于标志发送分组的站点.如果FromDS比特置"
1〞,那么地址2中是接入点地址；
否如此代表站点地址.地址3域也与ToDS和FromDS比特设置有关.当Fromds比特设置为"
1〞,地址3中就是原来的源地址.如果ToDS比特置"
1〞,如此地址3中就是DA.
地址4用于特定情况,即使用了无线分布系统,并且一个帧从一个接入点正发往另一个接入点.在这种情况下,ToDS和FromDS比特设置都被置位.因此,原来的DA和SA都不可用了,地址4就仅限于标识有线DS帧的源地址.
D序列控制域
2Byte的序列控制域用作表示所属帧的不同段顺序的机制.序列控制域中包含两个子域：
段号和序列号.这些子域用于定义帧和所属帧的各段的段号.
E帧正文域
帧正文域用于在站点间传送实际信息,这个域是可变长的,最长可达2312字节.
FCRC域
MAC数据帧中最后一个域是CTC域,这个帧长4字节,包含32比特的CRC.
2.2.1.2数据传送前的握手过程
如前所述,采用了一个根本的介质访问协议即带有冲突防止的载波侦听多路访问机制〔CSMA/CA〕.所用的CSMA/CA协议要求一个有信息要发送的站点首先要对传输介质进展侦听,即发前侦听.如果介质忙,该站点就延迟发送.如果接着在某一特定的时间内是可用的,称之为分布的帧间间隔DIFS,如此该站点可以发送数据.因为其他的站点可能几乎同时发送信息,接收站点就必须检验接收分组,并且发送一个确认消息ACK通知发送站点没有发生冲突.假如发送站点没收到确认信息,他将进展重发,直到它收到一个确认消息或者其重发次数达到一定的极限.
CSMA/CA机制使介质访问中的冲突最小化.因为有可能会出现两个站点同时侦听信道,并发现介质空闲随后发送信息,或是两个站点没有互相侦听,就发送信息的情况,这时冲突就会发生.为减小冲突的可能性,标准所用的CSMA/CA派生出一种称为虚拟载波侦听VCS的技术.在VCS中,要求发送信息的站点先发送一个请求发送帧RTS的分组.这个分组是一个相当短的控制包,它包含了DA和SA,以与随后的发送持续时间.这个持续时间是根据数据分组的传输和接收端分组确认的时间来规定的.接收端发出去除发送CTS分组作为响应.CTS分组指示了与RTS分组中一样的持续时间信息.收到RTS或CTS控制分组,或是收到两种分组的每个站点,将其VCS指示器设成传输持续时间.在中,该指示器即为所谓的网络分配矢量NAV,其用作一种通知介质上所有其它站点后退或延迟其传送的机制.
如果在以预定的时间内未收到CTS,如此发送站点就认为是发生了冲突,并且重新开始这个过程,发送另一个RTS分组.一旦收到CTS帧,就发送数据帧,接收端回送一个ACK分组以确认一次成功的数据传输.
使用RTS和CTS控制分组减少了在接收端发生冲突的可能性,这种冲突来自发送端"
隐藏〞的站点.所谓"
隐藏节点〞指一个服务集的站点,它不能检测到另一个站点的传送数据,因而不能判断出介质忙.
现以图解的方式归纳使用RTS和CTS控制分组以与它们与数据流和NAV之间的关系,如图2.5所示：
为了更形象地说明问题,现举一个有五个工作站竞争信道的例子如下：
有A、B、C、D、E五个
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