WIFI基本数据传输机制理解要点.docx

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WIFI基本数据传输机制理解要点

802。

11基本数据传输机制理解

1.802.11网络基本概念

1.1802.11网络元素

Station（STA）：

具有802。

11无线网卡的设备，包括手机、笔记本电脑等.

AccessPoint（AP）:

实现无线网络与固定网络连接功能的设备，通常也称作“热点”,它主要完成STA与STA之间数据的转发、STA与骨干网之间数据的转发以及必要的管理工作。

本文中将AP和STA通称为Node（节点）。

WirelessMedium（WM）:

STA之间以及STA与AP之间传递数据的通道,即无线链路。

无线链路一词相对直观和容易理解，本文中的用无线链路只带WM.

DistributionSystem（DS）:

8023。

11中的一个逻辑概念,通常包括两部分：

骨干网以及AP的帧分发机制。

这里的骨干网指的是连接各AP的固网,通常可以理解为以太网;AP的帧分发机制则完成骨干网与STA、以及STA与STA之间的数据帧转发工作。

1.2802。

11组网方式

IndependentBasicServiceSet（IBSS）

—IBSS中只有STA和WM，没有AP和DS

—IBSS内的通信只能发生在STA直接通信距离内

—IBSS内STA间的通信都是点到点直接通信，没有转发

图1IBSS网络结构

InfrastructureBasicServiceSet（BSS）

—BSS内有STA、AP和WM,但没有DS

—BSS的范围由AP的覆盖范围决定

—BSS内的各STA的通信均由AP中转,不能直接通信

—BSS内STA在通信前必须先与AP进行关联（associate），建立STA-AP的对应绑定关系

—STA总是关联的发起方，AP是响应方并决定是否允许STA的加入

—一个STA同一时刻最多只能与一个AP进行关联

—AP的存在使得各STA可以以省电（power-saving:

PS）模式工作

图2BSS网络结构

ExtendedServiceSet（ESS）

—多个BSS串在一起组成一个ESS，同一ESS内的所有AP使用同一个SSID（ServiceSetIdentifier）

—一个ESS内的各BSS由DS连接起来

图3ESS网络结构

2。

802。

11数据传输的基本问题及解决方案

2。

1数据传输的可靠性

将数据准确无误地送达目的地是任何通信技术的基本要求。

802.11中引入多种机制来保证数据传输的可靠性。

2。

1.1ACK机制

接收方成功接收到一个帧后，向发送方回复一个Ack帧进行确认。

这里的成功接收意味着MAC帧已经收到且FCS校验结果正确。

图4引入ACK后的帧交互机制

一般情况下有两种帧要求Ack帧的确认：

⏹单播帧:

单播帧的接收者必须向发送者回复Ack进行确认

⏹ToDS域为1的多播/广播帧：

ToDS为1意味着这个报文需要由AP转发到DS里去，AP向发送方确认报文已收到并会被转到DS里去。

此时其他STA不回复。

多播/广播帧不要求、也不能要求收到该帧的每个节点都ACK回复,因为这样既无必要，AP也无法处理。

发送方收不到Ack帧的可能情况有:

⏹接收方未接收到帧，所以没有回复Ack

⏹接收方收帧过程出错,或是对帧的FCS校验失败，没有回复Ack

⏹接收方成功收到帧，但发送方没有成功收到Ack帧

不管是那种情况,发送方都会认为发送失败并启动重传.

2。

1。

2重传机制

802.11中提供一个门限值RTSThreshold，长于或等于该门限值的帧被认为是长帧，而短于该门限值的帧被认为是短帧.

系统为每一个即将传输的帧（impendingframe）都相应地配备有一个重发计数器（RetryCounter），长帧则为LRC（LongRC），短帧则为SRC（ShortRC）。

每重传一次，相应的RC就加1。

系统中对帧的重传次数是有限制的。

如果重传次数达到上限但传输依然没有成功，该帧将被丢弃。

此外系统对每一帧的有效时间也是有限制的，也就是说每一帧都应该在一定时间内被成功发出，否则该帧就失效了,系统会将其丢弃.

综上所述,帧的重传不会无限制的重复下去,当发生下述情况之一时，重传终止：

⏹得到了接收方的Ack,发送成功；

⏹重传次数达到上限但仍未收到接收方的Ack，发送失败,弃帧；

⏹当前帧已经过了有效时期但仍未收到接收方的Ack,发送失败，弃帧。

重传意味着对帧的缓冲，意味着对系统内存及其他资源的占用。

而帧越长，对系统内存的占用就越多.因此按帧的的长短进行分类，降低长帧的重传上限，有利于提高系统资源的利用效率。

鉴于发送方没收到Ack的可能原因，重传有可能导致接收方收到重复帧，因此接收方需要相应的重复帧过滤机制。

2。

1.3重复帧过滤机制

802。

11网络中的每一个节点，包括STA和AP,都会根据所收到的帧来缓存并更新〈对端地址,帧序号，分片序号〉组合，对于每一个对端地址，只需要保存最近收到的帧的<地址，帧序号，分片序号>组合。

收帧过程中，如果接收端发现当前帧是一个重传帧（帧中的RetryBit为1），则根据当前帧的发送者地址找到缓存中对应的〈对段地址,帧序号,分片序号〉.如果当前帧的帧序号小于或等于组合中的帧序号，或者帧序号相同但是分片序号小于或等于组合中的帧序号，接收方会将该帧认为是重复帧而将其丢弃.

如果当前帧中的RetryBit为0，接收端将不会启动重复帧过滤机制。

对重复帧,接收方依然回复ACK帧，以免发送方不断重传.

2.1.4分片机制

根据帧格式的定义，802。

11帧中负载的最大长度为23424字节。

对于更长的数据，则需要将其分片成多个帧组成分片序列来完成传输。

802.11的分片序列中,除了最后一片，所有分片大小都应一样，且应该是偶数个字节。

整个分片序列共享一个帧序号，帧序号表示各分片在整个序列中的位置。

除了最后一片外，所有分片中的MoreFrag域都应设为0以告知接收者还有后续分片。

根据帧格式的定义，分片号由4比特的二进制序列表示，说明一帧数据最多只能有16个分片。

接收方先将所收到的分片缓存,收齐所有分片后按照分片号的先后顺序重新组装.如果未能收齐所有分片或者重组失败，接收方将直接丢弃整个分片序列。

在正常情况下，接收者应对每一个收到的分片立即回复ACK，收到ACK后发送方继续发送下一个分片。

如果某个分片没有被ACK，发送方将对该分片启动重传机制。

显然，任何一个分片的发送失败都会导致整个序列的发送失败.

对大的数据包进行分片处理，可以提高传输的可靠性。

2.2隐藏节点（hiddennode）问题

考虑下图所示的情况：

node1和node3都在node2的收发区域内,但node1不在node3的收发区域，因此对于node3相对于node1而言是一个“隐藏节点".同样,node3也是node1的“隐藏节点”。

如果不加任何约束的话，node1和node3很有可能同时向node2发送数据，而node2无法区分并成功接收，因而发生冲突。

图5隐藏节点问题

802。

11中RTS/CTS机制可以很好的解决这个问题。

2.2。

1RTS/CTS机制

引入RTS/CTS机制后，节点之间的数据发送过程如下图所示：

图6引入RTS/CTS机制后的帧交互

当Node1要向Node2发送数据时，先发送一个RTS（RequestToSend）帧，如果Node2可以接收，则回应一个CTS（CTS）帧。

收到CTS帧后，Node1就可以放心地将数据帧发出并等候Node2的ACK。

RTS帧一方面发出了一个对node2信道资源的预留请求,另一方面，收到该RTS帧的其他node将“沉默”,在RTS帧Duration域中所要求的时间内不发送数据，以确保node1能成功发送完数据并收到ACK帧。

同样地,CTS帧一方面响应了node1的预留请求，另一方面，收到该CTS帧的其他node（如Node3）也将“沉默"，在CTS帧Duration域中要求的时间内不发数据，确保Node2能成功接收完数据帧并回复ACK。

RTS/CTS帧大大降低了数据冲突发生地可能性，不过由于RTS/CTS交互增加了额外的数据交互量，对于一些小数据帧的交互来说，这部分额外的数据量明显降低了链路的有效利用率。

因此802。

11系统中提供了一个门限值RTSThreshold,大于该门限值的数据帧的交互才使用RTS/CTS机制。

而且该门限值也是可以改变的,如果该门限值设为0，那么就意味着所有的数据帧交互都会采用RTS/CTS机制，而如果该门限值大于802。

11帧的最大值,那么就意味着所有的数据帧交互都不采用RTS/CTS机制而是直接发送。

RTS/CTS机制对于单帧的数据交互可以起到很好的保护作用，但何时可以发送RTS帧?

当前帧发送完毕之后,其它节点又该如何发起下一次数据交互并且没有数据冲突？

简单的RTS/CTS机制并不能解决这个问题。

HiddenNode的问题其实链路/信道复用问题的一种体现。

我们需要一种全面的机制来实现对无线链路的互斥访问和公平分配。

802。

11中该机制是通过协调函数（CF:

CoordinationFunction）来实现的.802。

11支持三种协调函数：

DCF（DistributedCF）、PCF（PointCF）和HCF（HybridCF）。

其中DCF是其他两种协调函数的基础，是802.11中最基本的无线链路管理和控制机制.

3.DCF

DCF采用CSMA/CA机制来监测无线链路的忙闲状态，采用随机退避时间（randombackofftime）来完成对空闲链路的争夺和分配.

3.1IFS（InterFrameSpacing）

802.11中的帧间距不仅仅是连续发送的各帧之间用于彼此区分的间隔，还是对不同类型数据帧提供不同服务优先级的重要组成部分，是DCF机制重要的一部分。

802.11中定义了五种帧间距：

SIFS（ShortIFS）、PIFS（PCFIFS）、DIFS（DataIFS）、EIFS（ExtendedIFS）和AIFS（ArbitrationIFS），其中PIFS和AIFS不在DCF中使用，此处先不讨论。

802.11中的IFS是以时间为单位来表示的,SIFS、DIFS和EIFS的具体值会因PHY层定义的不同而不同，但相对于具体一种PHY而言，它们的值都是固定的.

SIFS时间最短，它只应用在以下几种数据帧之前：

⏹ACK帧

⏹回复RTS的CTS帧

⏹一个分片序列中的各分片

DIFS较SIFS更长,是节点开始竞争之前链路必须连续空闲的最短时间.在最近一次的数据包接收无误的情况下，当节点检测到介质的连续空闲时间达到DIFS时，才能启动退避算法。

如果最近一次的数据包接收发生了错误，节点只能在检测到截止连续空闲时间达到EIFS后才能启动退避算法.EIFS较DIFS要长。

3.2冲突检测机制

冲突检测机制用于监测无线链路的忙闲状况。

理论上，冲突检测机制既可以在物理层实现，也可以在MAC层实现。

然而由于天线的半双工特性，物理层冲突检测机制实现难度大且成本高昂。

因此一般都采用MAC层提供的虚拟冲突机制（VirtualCS）。

虚拟冲突机制引入NAV（NetworkAllocationVector），并通过对NAV的更新与检测来确认链路的忙闲状况。

NAV可以看作是一个时钟，它记录的其实是链路上当前的数据交互还要持续的时间.NAV不为0就意味着当前链路上有数据交互在发生。

802。

11的MAC帧头中有一个2字节的Duration/ID域，绝大多数的帧（除了用于PCF中的PS—Poll帧外）都在该域中设置当前的数据交互的持续时间。

收到MAC帧的各节点根据帧中的Duration域以一定规则更新本节点的NAV值，从而保证当前数据交互的顺利完成。

采用DCF的STA/AP在发送数据帧时，通常会采用RTS/CTS来通知后续数据交互的发生.其他节点根据RTS/CTS帧中的Duration值来更新自己的NAV值。

因此，NAV机制其实是通过“预订”链路来保证当前数据交互不被干扰。

3.2.1NAV的更新

在讨论NAV的更新之前,我们有必要弄清楚一个问题：

每个节点上应维护多少个NAV?

是应该为网络中其它每一个节点维护一个对应的NAV，还是只需要维护一个NAV?

观察下图所示的情况:

四个节点都处在各自的收发范围内，且Node1和Node2正在进行数据通信，而Node3有数据要发往Node4。

如果Node3为网络中的其他每一个节点都维护一个对应的NAV，则此时NAV1和NAV2应该显示链路忙，而NAV4应该显示链路空闲,因此给Node4的数据可以直接发送。

图7每个节点维护一个NAV

这种方式显然不可行。

无线传输本质上是广播的,某个节点发出信号/数据可以被其接收范围内的所有其他节点接收到。

此时如果允许Node3发送数据，一方面Node3发出的数据对Node1和Node2之间的通信产生干扰（参见HiddenNode问题）,另一方面Node1和Node2之间的数据交互对Node4的接收也产生干扰,最后的结果是大家都无法正常通信。

因此每个节点上应该也只能维护一个NAV.这样，当Node1和Node2在通信时,Node3和Node4上的NAV都显示链路正忙,此时它们将所要发送的数据缓存,等到链路空闲的时候再发送。

这样才能避免干扰和链路冲突。

当收到一帧数据时，各节点需要根据的帧中的Duration值来更新其NAV，规则如下

⏹如果数据帧的发送者就是节点本身，则不更新NAV。

⏹如果数据帧的发送者不是节点本身，则比较Duration域值和当前NAV值.如果当前NAV值更小，则将NAV值更新为Duration域值

⏹如果该节点是根据RTS帧中的Duration域值来更新自己的NAV值，那么它会要求在一定的时间内收到相应的CTS帧或是RTS帧发送端发出的下一帧。

否则,它会将自己的NAV值复位为0。

当某节点收到目的地不是本节点的RTS帧时，它肯定在RTS帧的接收范围之内,但它有可能在CTS发送端的接收范围之外。

RTS帧承载着对链路的“预订”请求，只有收到了对端的CTS帧，请求才算得到允许.而收到CTS帧后，RTS发送端会以最快的速度开始发送数据。

所以收到RTS帧的其他节点会在一定的时间要么里收到CTS帧,要么收到后续数据帧，否则就有理由相信本次链路“预订”失败，因而将NAV值归0。

3.2。

2NAV更新举例

3.2.2。

1RTS/CTS/DATA/ACK交互过程中的NAV设置

图8RTS/CTS/DATA/ACK交互中NAV的设置

⏹Source端抢占到空闲链路，以一个RTS帧向Destination端发起通信请求并将帧中Duration域值设定为本次交互所需的时间.

⏹收到RTS后，Destination端在SIFS后回复CTS帧确认可以接收数据。

其它节点根据RTS帧中的Duration值将NAV更新为：

NAV=3＊SIFS+aCTSTime+aDataTime+aAckTime

这包括了本次数据交互还需要的时间.

⏹Destination端收到RTS帧，在间隔SIFS后，回复一个CTS帧。

⏹Source端收到CTS帧,在间隔SIFS后开始发送数据。

其他节点根据CTS帧中的Duration值将NAV值更新为：

NAV=2*SIFS+aDataTime+aAckTime

⏹Destination端成功收到数据，在SIFS后回送ACK。

整个交互过程中,其他节点上的NAV值设定显示链路忙。

⏹不管Source端是否接收到ACK,本次数据交互到此结束.链路空闲DIFS后，各节点又开始对链路的竞争.

这个过程中有可能出现CTS帧已经发出,但只有Source端没有收到的情况，如下图：

图9CTS帧丢失

此时其他节点依然按照CTS帧的要求更新了NAV，但Source端由于没有收到CTS帧而不发送数据，这就造成了链路资源的浪费。

这是最坏的情况。

此时Source端在等待一定时间后可能会比其他节点更早启对对链路的竞争。

3.2.2。

2分片序列发送过程中的NAV设置

图10分片序列发送过程中NAV的设置

这和单一帧的发送的区别在于，每一个分片中的Duration域都指明了下一个分片的传输所需的时间,且后续分片在上一个ACK后的SIFS后立即发送，如果每一分片都发送无误，这个过程一直会持续到所有分片发送完毕.

这个过程中也有可能发生某分片的ACK没有被Source端收到的情况，如下图所示：

图11分片的ACK帧丢失

此时其它节点中的NAV因分片/ACK中的Duration值更新而显示链路忙。

Source端在等待ACK超时后，有可能抢先启动对空闲链路的竞争。

3.3退避算法

802.11采用退避算法解决空闲链路在各节点之间的分配问题.

当链路空闲时间超过DIFS/EIFS之后，各节点并不马上发起数据传输，而是启动一个退避（backoff）时钟，进入竞争窗口（ContentionWindow）。

在backoff时钟超时之前，节点不进行任何的数据发送，同时监测链路的忙闲状况。

当下列情况之一发生时，竞争窗口关闭：

⏹backoff时钟超时

⏹backoff时钟未超时,但检测到链路忙（即检测到链路上开始了数据交互，比如收到RTS帧或是不采用RTS/CTS机制而直接开始发送的数据帧）。

如果backoff时钟未超时之前检测到链路忙，此时节点会暂停backoff时钟的运行（也称作backoff时钟的挂起），设置自己的NAV值并启动NAV时钟，此时节点进入延时等待（defer）阶段。

在defer期内，系统会根据3。

2。

1中的规则对NAV值进行的更新。

当NAV超时时，系统认为链路空闲。

当链路连续空闲时间达到DIFS/EIFS时，系统重新继续（resume）backoff时钟的运行并同时监测链路的忙闲状况。

backoff时钟超时意味着当前节点获得了链路的控制权,此时它可以立即开始数据的传输（对长帧要采用RTS/CTS机制，短帧则直接发送）。

而其他节点会根据该节点发送的帧暂停自己backoff时钟的运行并对NAV值进行相应地设置和更新.

很显然,各节点上的backoff时长必须不同，它是下述方式产生的一个随机值：

BackoffTime=Random（）＊aSlotTime

其中,aSlotTime是802.11物理层定义的一个常量，不同的物理层中该常量的具体定值不一样。

Random（）则是在[0，CW］之间产生的一个随机的整数。

3。

3。

1CW的取值

CW在［CWmin,CWmax]区域内按照一定规律变化。

CWmin和CWmax是802.11系统中定义的两个常量，分别表示CW值得下限和上限。

CW的值总是2的N次方减1，N的值与节点中帧的重传次数有关系。

在2.1。

2重传机制一节中我们提到系统为每一个即将传输的帧（impendingframe）都相应地配备有一个重发计数器（RetryCounter），长帧则为LRC（LongRC），短帧则为SRC（ShortRC）。

除此之外，系统还维护着两个独立的重传计数器，分别是SSRC（STAShortRetryCounter）和SLRC（STALongRetryCounter），它们分别记录着系统中当前短帧和长帧总的连续重传次数。

SSRC和SRC的区别在于，后者对应于某一短帧，而前者对应于系统中所有短帧。

SSRC和SRC有可能是一样的，也有可能是不一样的。

每一次短帧的重传都会引起SRC和SSRC的递增。

当SRC的值达到上限时，其对应的帧被丢弃，该SRC也将丢弃。

此时系统启动下一帧的发送,同时启动新的SRC并将SRC的值置为0,而SSRC的值则不会清0，而且会伴随着新帧的重传而继续递增.

当以下情况之一发生时,SSRC会被清0:

⏹收到以本节点为目的地址的CTS帧

⏹收到对短帧进行确认的ACK帧

⏹发送组播/广播报文成功

SLRC和LRC之间也有着类似的区别和联系。

当一下情况之一发生时，SLRC会被清0：

⏹收到以本节点为目的地址的CTS帧

⏹收到对短帧进行确认的ACK帧

⏹发送组播/广播报文成功

不难看出，只有发帧成功时SSRC和SLRC才会被清0,也就是说SSRC/SLRC分别记录着截至目前短帧和长帧的连续重发次数。

下图给出了CW的取值和SSRC/SLRC之间的关系：

图12CW值随重传次数增长而增长

⏹初始时，CW=CWmin

⏹每一次数据重传，SSRC/SLRC加1,CW的值上一个“台阶"，即N=N+1

⏹当达到CWmax之后，CW的值不再随重传次数的增加而增加

⏹当下述情况之一发生时,CW值被复位为CWmin：

—帧发送成功

-SSRC/SLRC达到上限

从CW的取值规则我们不难发现：

⏹链路状态越差,帧重传的几率越大,CW的值就可能越大,因此backoff时间值就有可能越长，节点对链路的竞争能力就越差。

⏹重传帧发送的优先级较低，因为其backoff时钟可能更长

3.3。

2backoff时钟的挂起

前已述及，如果在backoff时钟超时前链路已被其他节点占用,那么竞争窗口关闭,NAV值被设置，backoff时钟暂停运行（即被挂起）。

下一次竞争窗口开启时，backoff时钟继续运行，如此周而复始直至backoff时钟超时。

下图举例说明了这种场景：

图13backoff时钟的挂起

3。

4DCF总结

采用DCF机制的节点有数据要发送时,首先要根据NAV的值判断当前链路的忙闲状态。

如果链路忙,当前的发送操作被挂起，系统进入DEFER期.当链路连续空闲时间达到DIFS/EIFS后，节点启动backoff时钟进入对链路的争夺。

backoff时钟超时就意味着链路控制权的获得，此时该节点就可以开始数据发送.

所有帧都只能在链路空闲的时候（NAV为0）发送,但ACK帧例外。

当某个节点收到一个帧并被要求要立即回复时，不管链路是否空闲,它都会在SIFS之后立即回复ACK.因为不及时回复ACK会导致帧的重传,对系统和整个网络资源造成消耗，而回复ACK虽然可能对其他数据交互造成影响,但在DCF机制下，这种影响相对要小很多。

3。

4.1NAV和Backoff

二者都可以被看成是时间计数器（或简单称之为时钟）,不过NAV的值可能随着链路上的数据传输状况而改变，而backoff的值则在backoff时钟重启的时候确定，在下次超时之前不会更改。

3.4。

2帧交互的“元操作”性

元操作在汇编中是一个常见的概念，它表示着一个不能被打断的操作，也就是该操作要么不执行,要么就执行完毕，其结果只有执行成功和失败，不存在中间状态。

802.11中通过NAV机制和IFS机制的设定，尽量保证一次帧交互的元操作性。

在3.2。

2.1中所示的单帧交互过程中,一方面通过RTS/CTS交互使得所有可能干扰本次帧交互的节点“噤声"，另一方面由于其他节点都必须在链路连续空闲至少DIFS后才启动链路竞争，而CTS、Data和ACK都以SIFS做间隔，保证交互过程中双方一定能“争”到链路.因此保证了帧交互的元操作性。

同样，在3。

2.2.2中所示的分片序列发送过程中，一方面RTS/CTS帧以及每个分片中的Duration域值对其他节点NAV的设置使得所有可能干扰本次发送的节点“噤声"，另一方面此过程中的CTS、ACK以及个分片都以SIFS做间隔，保证交互过程中双方一定能“争”到链路。

所以每片的发送都是“元操作”，而且如果所有分