Пользователи

Задержка распространения Рис. 15.4.4. Локальная сеть в свободном пространстве с трассовой ар.чтекгурой

Пользователь может захватить канал на позже, используя обнаружение несущей, и начинать передачу. Однако пользователь f/, не знает об этой передаче до момента после начала передачи Таким образом, мы можем определить интервал времени 2т как временный интервал (максимальный) для обнаружения столкновения. Если мы предположим, что время, требуемое для передачи сигнала столкновения, пренебрежимо мало, то протокол CSMA/CD даст высокую проходимость, когда 2х « .

Имеется несколько возможных протоколов, которые можно использовать для повторения передач при возникновении столкновений. Один протокол называется ненастойчивый (nonpersistent) CSMA, другой называется 1-настойчивый CSMA, а обобщение последнего называется р-настойчивый CSMA.

Ненастойчивый CSMA. В этом протоколе пользователь, который имеет пакет для передачи, обнаруживает (отслеживает) канал и действует согласно следующему правилу:

a) Если канал не занят, пользователь передает пакет,

b) Если канал обнаружен занятым, пользователь переносит передачу пакета на более позднее время, согласно некоторому распределению задержек. На конце интервала задержки пользователь снова отслеживает канал и повторяет шаги а) и Ь).

1-настойчивый CSMA. Этот протокол проектируется для достижения высокой проходимости посредством того, что не позволяет каналу быть незанятым, если несколько пользователей имеют пакеты к передаче. Здесь пользователи отслеживают канал и работают согласно следующему правилу:

a) Если обнаружен незанятый канал, пользователь передает пакет с вероятностью 1;

b) Если канал обнаружен занятым, пользователь ждет, пока канал окажется незанятым и передает пакет с некоторой вероятностью.

Заметим, что в этом протоколе столкновение будет возникать, когда больше чем один пользователь имеют пакеты для передачи.

/7-настойчивый CSMA. Чтобы сократить скорость столкновений в 1-настойчивом CSMA и увеличить проходимость, мы можем рандомизировать время начала передачи пакетов. В частности, отследив незанятость канала, пользователь, имеющий пакет для передачи, посылает его с вероятностью р или задерживает его на время т с вероятностью 1-р. Вероятность р выбирается таким путем, чтобы сократить вероятность столкновений, в то время когда период незанятости между последовательными (неперекрывающимися) передачами сохраняется малым. Это выполняется путем деления оси времени на мини-щели длительностью т и выбора начала передачи пакета в начале

мини-щели. В целом в /)-настойчивом протоколе пользователь, имеющий пакет для передачи, поступает следующим образом:

a) Если канал обнаружен незанятым, пакет посылается с вероятностью р или с вероятностью (1 - р) передача задерживается на т секунд.

b) Если при / = X канал еще обнаруживается незанятым, щаг а) повторяется. Если возникает столкновение, пользователи переносят ретрансляцию пакетов согласно некоторого выбранного до передачи распределения задержек.

c) Если при / = X канал обнаружен занятым, пользователи ждут, пока он окажется незанятым и затем поступают согласно а) и Ь).

Можно также конструировать щелевые версии описанного выше протокола. Анализ проходимости для протоколов ненастойчивой и /-настойчивой CSMA/CD был выполнено Клейнроком и Тобаджи (1975), основываясь на следующих предположениях:

1. Среднее время ретрансляции велико по сравнению с длительностью пакета .

2. Интервалы пребывания точечного процесса, определённые временем старта всех пакетов плюс времени ретрансляций, независимы и распределены экспоненциально.

Для ненастойчивой CSMA проходимость равна

где параметр а = х/7],. Заметим, что когда а 0, S->G/{\ + G). Рис. 15.4.5

иллюстрирует зависимость прохождения от предоставляемого трафика G с параметром а. Видим, что 5"-> 1, когда Gоо для а = О. Для а>0 величина уменьшается.

1.0 г

0.01 0.1 I 10 100

Предлагаемый трафик шкала G

Рис. 15.4.5. Проходимость в ненастойчивой системе CSMA [Kleinrock и Tobagi (1975), © IEEE]

Для 1-настойчивого протокола проходимость, полученная Клейнроком и Тобаджи (1975), равна

G[l-G + aG(l + G + iaG)]e-"<""

В этом случае

G(l + 2a)-(l-e-)+(l+aG)e-°<> • G(l + G)e-°

«-»o G + e""

что дает меньшую величину пика, чем при неыастойчивом протоколе. 48-56

(15.4.12)

(15.4.13)

При использовании /;-настойчивого протокола возможно увеличить проходимость относительно 1-настойчивой схемы. Для примера, рис. 15.4.6 иллюстрирует проходимость в зависимости от предоставляемого трафика с фиксированным значением axJT и с

параметром р. Видим, что по мере стремления р к единице максимальная проходимость уменьшается.

0,1 1 10

Предлагаемый трлфик канала G

0,1 1 10

Предлагаемый трафик канала G

0.1 1 10

Предлагаемий трафик канала G

Рис. 15.2.6. Проходимость канала вр-настойчивой системе CSMA:

(д) a=Q; ф) 0=0,01; (с) а=0,1; [Kleinrockn Tobagi (1975), © IEEE]

Время передачи было также рассчитано Клейнроком и Тобаджи (1975). Рис. 15.4.7 иллюстрирует графики задержки (нормированны к 7 ) в зависимости от проходимости S

для протоколов шелевой ненастойчивой и /7-наствйчивой CSMA.