CSMA/CA协议

2026 大纲 三（五）2 随机访问介质访问控制（CSMA/CA 协议）。本篇讲协议机制；BSS/ESS/AP、MAC 帧格式与一轮完整传输的时序表拆解在《无线局域网（IEEE 802.11）》。

一、无线上"边发边听"根本做不到

CSMA/CD 的全部本事都建在"边发边听"上。换到无线，这一条从物理原理上就不成立：

1. 自己的发射信号就在天线上，功率是接收信号的百万倍量级，物理上分辨不出叠加的微弱信号——这是原理性的，不是硬件不够好。
2. 检测到"空闲"其实未必空闲——隐蔽站的信号根本传不到我这里。
3. 即使硬件能检测碰撞，也检测不出隐蔽站带来的碰撞——碰撞发生在别处。

代价结构也跟着变了。 有线上撞了立刻停、只浪费一小段；无线上一旦开始发就必须把整帧发完才知道结果，一次碰撞浪费的是一整帧。代价变了，策略就得从"检测"转向"避免"——CA 就是 Collision Avoidance。

隐蔽站与暴露站：方向相反的两种误判

   隐蔽站：A ←--通信范围--→ B ←--通信范围--→ C     （A 和 C 互相听不到对方）
   暴露站：A ←--→ B ←--→ C ←--→ D

隐蔽站：A 和 C 都能与 B 通信，但彼此检测不到对方的信号。A 正在给 B 发数据时，C 监听发现"空闲"也开始给 B 发——在 B 处产生碰撞，而 A 和 C 谁都检测不到。

"隐蔽"是相互的，也不是"信号弱"，而是碰撞的发生地与检测地被空间分开了。这正是载波监听失效的根源：监听的是"我这里"忙不忙，碰撞却发生在"对方那里"。

暴露站：B 正在给 A 发数据，C 听到 B 的信号判定"信道忙"而不敢给 D 发；但 C→D 与 B→A 实际互不干扰，C 白等了。

两者的方向恰好相反：隐蔽站是"该停的没停"（该判忙的判成了闲）⇒ 碰撞且无人察觉；暴露站是"不该停的停了"⇒ 信道空转。 802.11 用 RTS/CTS 处理前者，对后者没有专门机制。

CA 做的五件事

机制	性质
物理载波监听	沿用 CSMA
虚拟载波监听 NAV	替代品——替代做不成的碰撞检测
链路层 ACK	替代品——同上
强制退避	预防
RTS/CTS 预约	预防

其中必须逐帧链路层 ACK 这一条最本质：CSMA/CD 能自知成败故不需确认，CSMA/CA 看不到碰撞，只能靠接收方"我收到了"倒推。 这比"有线/无线"更能说明两者的分野。

二、DCF 基本接入流程

802.11 的 MAC 层用分布协调功能 DCF 实现 CSMA/CA，所有实现都必须支持。

什么时候可以不退避？ 检测到信道连续空闲超过 DIFS 即可立即发送。必须退避的只有三种情况：① 要发时检测到信道忙；② 已发出的帧未收到确认要重传；③ 接着发后续数据帧（防止一个站长期垄断发送权）。

"推迟接入"不等于"退避"

这两个词在流程图里是两个分支，考试也爱在这里设坑：

• 信道忙时是推迟接入，退避计时器冻结并保留剩余值；
• 信道空闲且已过 DIFS 才是退避，计时器才倒计时。

冻结不是清零：下一轮从剩余值继续倒数。这条机制的效果是——等得越久越先发，它把"已经等了多久"变成了可继承的优先级。CSMA/CD 完全没有这个机制（它的适配器对历史碰撞无记忆）。

举个例子看清楚。站 C 和 D 在同一争用期分别随机取到退避时隙数 3 和 9（时隙 $9\mu$s）。经过 3 个时隙 C 归零、开始发送，信道转忙；此时 D 已倒数 3 个，剩余 $9-3=6$ 个，计时器冻结在 6。信道再次空闲后，D 先等满 DIFS，然后从剩余的 6 继续倒计时。

要不要重新随机取值？不要。 只有"发出的帧未收到确认、要重传"时才把争用窗口加倍并重新取值。冻结是同一次发送尝试内的暂停/继续，窗口加倍是上一次尝试失败后的重新开始——混起来会得出"D 要重新摇一个数"这种错误结论。

也正是靠这个机制，D 只需再等 6 个时隙，而任何新来的站要从 $0\sim 15$ 重新摇（平均 7.5 个时隙）。等得久的站被系统性地照顾了。

三、退避时隙数怎么取

站点在 $0\sim CW$ 这 $CW+1$ 个整数中等概率随机取一个整数 $r$，退避时间是

$$T_{\text{退避}}=r\times T_{\text{时隙}},r\in \{0,1,\dots ,CW\}$$

$r$ 可以取 0——退避 0 个时隙即等满 DIFS 后立刻发。退避时间不含 DIFS：DIFS 在前，退避计时器在 DIFS 之后才开始倒数。

窗口怎么变。 802.11 标准本身未规定 $CW$ 初值，只建议最小 15、最大 1023。每重传一次近似加倍：$C{W}_{\text{新}}=2(C{W}_{\text{旧}}+1)-1$，即 15→31→63→…→1023 封顶。窗口只在"发出的帧没收到 ACK、要重传"时才加倍；成功发完一帧后复位回初值。

本帧已重传次数	$CW$	退避时隙数 $r$	退避时间范围（时隙 $9\mu$s）	平均退避时间
0（首次进争用期）	15	$0\sim 15$	$0\sim 135\mu$s	$67.5\mu$s
1	31	$0\sim 31$	$0\sim 279\mu$s	$139.5\mu$s
2	63	$0\sim 63$	$0\sim 567\mu$s	$283.5\mu$s
3	127	$0\sim 127$	$0\sim 1143\mu$s	$571.5\mu$s
≥6	1023（封顶）	$0\sim 1023$	$0\sim 9207\mu$s	$4603.5\mu$s

⚠️ 各修订版对 $CW$ 初值和加倍写法不一（有的写 $C{W}_{\text{min}}=31$），考试一律以题面给的参数为准，这张表只是建议值下的样子。

和 CSMA/CD 的退避对照着记——两者都是"撞得越多退得越久"，但四处不同：

	CSMA/CD 截断二进制指数退避	CSMA/CA 争用窗口加倍
取值集合	$\{0,1,\dots ,2^k-1\}$，$k=min(\text{重传次数},10)$	$\{0,1,\dots ,CW\}$，$CW$ 每重传近似加倍、封顶 1023
时间单位	争用期 $2\tau$（端到端往返时延）	802.11 定义的时隙（如 $9\mu$s）
何时退避	只在碰撞之后	信道忙 / 重传 / 连发后续帧，三种都要
中途信道转忙	不冻结，一次算定	冻结，保留剩余值继续倒数

四、帧间间隔：用长度编码优先级

SIFS ＜ PIFS ＜ DIFS，间隔越短优先级越高。判据只有一句：接续上一次传输的等 SIFS（ACK / CTS / 分片后续帧），新发起一次传输的等 DIFS（数据帧、RTS）。

第一层：为什么 ACK 之前要有间隔。 接收方收完数据帧后不能瞬间回 ACK——它要先做 CRC 校验，无差错还要从接收状态转为发送状态，这些动作需要时间，SIFS 就是留给它们的。

第二层：为什么它必须比 DIFS 短。 接收方做校验时信道是空闲的，若不加约束，别的站会以为"信道空了"就抢着发，把即将到来的 ACK 撞掉。于是标准规定想新发起传输的站必须等满更长的 DIFS，这样在 SIFS 到 DIFS 这段差值里只有 ACK 有资格发出——"使得在这段时间（DATA + SIFS + ACK），整个信道好像是 A 和 B 专用的"。

所以 SIFS 短不是"反应快"，是刻意安排的优先级。

一组具体数值（802.11g）：时隙 $9\mu s$，SIFS $=10\mu s$，$\text{DIFS}=\text{SIFS}+2\times \text{时隙}=28\mu s$。数值随标准而变，但这条结构关系通用。时隙长度的定义也值得一记：在下一个时隙开始时，每个站点都能检测出前一个时隙开始时信道是否忙——时隙不能短于"检测 + 反应"的时间。

五、RTS/CTS 与虚拟载波监听

RTS 与 CTS 的首部里写明"我将要占用信道多久"，凡听到的站把这段时长写进自己的 NAV（网络分配向量），倒计时期间视信道为"虚拟忙"。常被漏掉的一条：A 随后发的 DATA 帧首部里也写了 $\text{DATA}+\text{SIFS}+\text{ACK}$，没收到 RTS/CTS 的站收到 DATA 后同样能设 NAV。

NAV 为什么能治隐蔽站：C 听不到 A（这正是"隐蔽"的定义），但 C 与 AP 之间是通的——只要 C 能和 AP 通信，它就一定听得到 AP 发的 CTS。CTS 一发，所有能与 AP 通信的站全部沉默。

这就是"虚拟"的含义：C 没有在物理层听到任何信号，它是通过读别人帧里的一个数字判定信道忙的。物理监听回答"现在有没有人在发"，虚拟监听回答"接下来会不会有人在发"。

NAV 怎么算：从本帧发完之后往后数

NAV 从"本帧发完之后"起算——本帧自身的传输时间不计入自己写的 NAV。NAV 是给旁观者设的，发送方自己知道要占多久，不需要它。

设 SIFS $=10\mu s$，RTS 传输 $20\mu$s、CTS $14\mu$s、DATA $200\mu$s、ACK $14\mu$s，忽略传播时延。

RTS 里的 NAV：从 RTS 发完之后开始数，还要经过 SIFS → CTS → SIFS → DATA → SIFS → ACK，一个 SIFS 都不能漏（本例有三个）：

$${\text{NAV}}_{\text{RTS}}=10+14+10+200+10+14=258\mu s$$

CTS 里的 NAV：从 CTS 发完之后数，还剩 SIFS → DATA → SIFS → ACK：

$${\text{NAV}}_{\text{CTS}}=10+200+10+14=234\mu s$$

两者相差 $258-234=24=\text{SIFS}+T_{\text{CTS}}$。只要按"从本帧发完之后往后数"这个方法，任何一个帧里的 NAV 都能推出来，不必背公式——作为检验，DATA 帧里的 NAV 应是 $\text{SIFS}+T_{\text{ACK}}=24\mu$s。

⚠️ 帧长给的是字节、速率给的是比特每秒，中间必须乘 8，这是这类题的典型失分处。

RTS/CTS 的账：为什么要设门限

RTS 20 字节、CTS 14 字节，数据帧最长 2346 字节。预约的实质是把碰撞从"长帧之间"挪到"短帧之间"：撞掉一个 20 字节的 RTS 远比撞掉一个 2000 字节的数据帧便宜。

拿上面那组数算（设退避 5 个时隙、DIFS $=28\mu$s、时隙 $9\mu$s）：

$$T_{\text{不用}}=28+45+200+10+14=297\mu s,T_{\text{用}}=28+45+20+\underset{{\text{正是 NAV}}_{\text{RTS}}}{\underbrace{258}}=351\mu s$$

第二式直接复用了 ${\text{NAV}}_{\text{RTS}}$——NAV 的物理含义本来就是"这一帧之后的剩余占用时间"，这是一次很好的自洽性检验。

多花的 $\mathrm{\Delta }=54\mu s=T_{\text{RTS}}+\text{SIFS}+T_{\text{CTS}}+\text{SIFS}$，占 $54/297\approx 18.2\mathrm{\%}$。换成 2000 字节的数据帧：$T_{\text{不用}}^{\prime }=2097$、$T_{\text{用}}^{\prime }=2151$，$\mathrm{\Delta }$ 仍是 54 $\mu$s，占比却降到 $2.6\mathrm{\%}$。

这就是 RTS 门限的全部理由：绝对开销固定，而它避免的损失（一次碰撞要白发一整帧）随帧长线性增长。所以标准把预约做成可选，超过门限的长帧才启用。

最后一条边界：CA 是"避免"不是"消除"。两站的退避计时器可能同时归零；没收到 RTS/CTS 的站可能中途插入撞掉 RTS 或 CTS。预约也消灭不了碰撞。

六、CSMA/CD 与 CSMA/CA 对比

对比项	CSMA/CD（有线 802.3）	CSMA/CA（无线 802.11）
能否检测碰撞	能（边发边听）	不能（收发功率差百万倍）
核心策略	检测到碰撞后停发	发送前避免碰撞
链路层确认	无（靠上层保证可靠）	必须有（逐帧 ACK）
退避时机	只在碰撞之后	信道忙 / 重传 / 连发后续帧
退避计时器	一次算定，不冻结	信道忙则冻结、保留剩余值
退避时槽	争用期 $2\tau$	802.11 定义的时隙
帧间间隔	无	SIFS / PIFS / DIFS，用于优先级
虚拟载波监听 / 信道预约	都没有	NAV；RTS/CTS（可选，按帧长门限）
关键长度约束	最小帧长（保证撞得到）	无最小帧长要求；有 RTS 门限

最后一行值得单独看：CSMA/CD 靠"帧不能太短"保证碰撞可检测；CSMA/CA 不检测碰撞，它关心的反而是"帧够不够长，长到值得为它做预约"。两者对帧长的关切方向相反。

还有一条口径要钉死：无线用 CA、有线用 CD。"以太网使用 CSMA/CA"是错的——以太网 = CSMA/CD，Wi-Fi = CSMA/CA。

本节小结

1. 无线用不了 CSMA/CD 是原理性的：发射功率是接收功率的百万倍量级、隐蔽站让"检测到空闲"不等于"信道空闲"、撞了只能把整帧发完才知道。策略于是从"检测"改成"避免"，用 NAV 与逐帧链路层 ACK 顶替做不成的碰撞检测。
2. DCF 的两个状态要分清：信道忙时"推迟接入"、计时器冻结保留剩余值，信道空闲过了 DIFS 才"退避"倒计时；冻结让"已经等了多久"变成可继承的优先级。退避时隙数在 $0\sim CW$ 中等概率随机取，只有重传才把 $CW$ 近似加倍（15→31→63→…→1023 封顶），成功一帧后复位。帧间间隔用长度编码优先级，保证 ACK 抢在任何新发起者之前。
3. RTS/CTS 治的是隐蔽站：隐蔽站听不到发送方，但一定听得到 AP 的 CTS，据此设 NAV 作虚拟忙。NAV 从本帧发完之后起算，故 RTS 里的比 CTS 里的多 $\text{SIFS}+T_{\text{CTS}}$。预约把碰撞从长帧之间挪到短帧之间，开销固定而收益随帧长增长，故设门限只让长帧启用；预约仍消灭不了碰撞。

考点速记

本节在真题里被考过的形式按问法分三类，其中第三类是这几年出现最规整的计算题。

① 机制归属的单点判断（cn-2011-36、cn-2018-35）。两道都只考一句话：

• "对正确接收到的数据帧进行确认的 MAC 协议"是 CSMA/CA——逐帧链路层 ACK 是它区别于 CSMA/CD 的本质特征（后者能自知碰撞，不需要确认）。
• "CSMA/CA 进行信道预约的方法"是交换 RTS 与 CTS 帧。干扰项里的"发送确认帧"是可靠性机制不是预约，"二进制指数退避"是 CSMA/CD 的说法。

② 判断哪个帧间间隔最长（cn-2020-37）。给一张 RTS → CTS → DATA → ACK 的时序图，每段消息前标了 IFS1~IFS4，问哪个最长。用第四部分那条判据：只有 RTS 是"新发起一次传输"，等的是 DIFS；后面三个都是"接续上一次传输"，等的都是 SIFS。 DIFS > SIFS，所以答 IFS1。一个 DIFS 打头，其余全是 SIFS——这条形状在下一节的完整时序表里还会再用一次。

③ 时间计算（cn-2024-36、cn-2026-35）。两道题的动作相同、分岔口不同，放在一起看最清楚。

• cn-2024-36 求 NAV：DIFS=120 μs、SIFS=28 μs，RTS/CTS/ACK 传输时延 3/2/2 μs，数据帧 1998 B、链路 54 Mb/s。先算 $T_{\text{DATA}}=1998\times 8/(54\times {10}^6)=296\mu$s；隐藏站收到的是 CTS，按"从本帧发完之后往后数"：

$${\text{NAV}}_{\text{CTS}}=\text{SIFS}+T_{\text{DATA}}+\text{SIFS}+T_{\text{ACK}}=28+296+28+2=354\mu s$$

DIFS 和 RTS 都不进这个式子——它们发生在 CTS 之前。这是本题唯一的坑。

• cn-2026-35 求一轮时间：300 Mbps、DIFS=128 μs、SIFS=28 μs，忽略除数据帧以外其他帧的传输时延，1500 B 数据帧，问"从开始发送数据帧至确认接收方收到"所需时间。$T_{\text{DATA}}=1500\times 8/(300\times {10}^6)=40\mu$s，于是

$$T=T_{\text{DATA}}+\text{SIFS}+T_{\text{ACK}}=40+28+0=68\mu s$$

计时起点是"开始发送数据帧"，所以 DIFS 不算。 干扰项 168 μs 正是把 DIFS 加进去的结果。读这类题第一件事是把计时起点圈出来——"从信道空闲起"要算 DIFS，"从开始发送数据帧起"不算，两者恰好差一个 DIFS。

易错：计时起点决定 DIFS 算不算。 "从信道空闲起算"含 DIFS，"从开始发送数据帧起算"不含。这两种问法只差几个字。

易错：NAV 从本帧发完之后起算，本帧自己的传输时间不计入。 所以 RTS 里的 NAV 比 CTS 里的多一个 $\text{SIFS}+T_{\text{CTS}}$。

易错：帧长是字节、速率是 bit/s，中间要乘 8。 1998 B 在 54 Mb/s 上是 296 μs 不是 37 μs。

易错："推迟接入"与"退避"是两回事。 信道忙时计时器冻结、保留剩余值；只有重传才把争用窗口加倍并重新取值。

易错：逐帧 ACK 是 CSMA/CA 有、CSMA/CD 没有。 反过来说，最小帧长是 CSMA/CD 有、CSMA/CA 没有。

易错：以太网用 CSMA/CD，Wi-Fi 用 CSMA/CA，不能互换。 另外 CSMA/CA 是"避免"不是"消除"，预约之后仍可能碰撞。

教材出处

• 谢希仁《计算机网络》（第 8 版）印刷 p413，9.1.3 节：无线不能用 CSMA/CD 的原因——"由于无线信道的传输条件特殊，其信号强度的动态范围非常大，因此在 802.11 适配器上接收到的信号强度往往会远远小于发送信号的强度（信号强度可能相差百万倍）。因此无线局域网的适配器无法实现碰撞检测"；隐蔽站定义——"所谓隐蔽站，就是它发送的信号检测不到，但却能产生碰撞。这里 C 是 A 的隐蔽站，A 也是 C 的隐蔽站"；三条特点（无法碰撞检测 / 检测到空闲其实可能不空闲 / 即使能检测也检测不出隐蔽站带来的碰撞）；碰撞代价——"一旦开始发送数据，就一定把整个帧发送完毕；一旦发生碰撞，整个信道资源的浪费就比较严重"；以及 CA 的含义"协议的设计是要尽量减少碰撞发生的概率"。
• 同书印刷 p414：链路层确认的必要性——"无线站点每通过无线局域网发送完一帧后，要等到收到对方的确认帧后才能继续发送下一帧。这就是链路层确认"；DCF 的定义与 CSMA/CA 协议要点三条。
• 同书印刷 p415：SIFS 存在与"必须短于 DIFS"的推理——"B 收到数据帧后，必须进行 CRC 检验。若检验无差错，再从接收状态转为发送状态，这些动作不可能在瞬间完成"；"802.11 标准定义了比 SIFS 更长的时间间隔 DIFS，并且规定，凡在空闲时间想发送数据的站点，必须等待时间 DIFS 后才能发送。这就保证了确认帧 ACK 得以优先发送。这个重要措施使得在这段时间（DATA + SIFS + ACK），整个信道好像是 A 和 B 专用的"；以及虚拟载波监听与 NAV 的定义。
• 同书印刷 p416：时隙长度的定义（"在下一个时隙开始时，每个站点都能检测出在前一个时隙开始时信道是否忙"）、802.11g 参数（"一个时隙时间为 $9\mu s$，SIFS $=10\mu s$，而 DIFS 应比 SIFS 的长度多两个时隙，因此 DIFS $=28\mu s$"）；"推迟接入"与"退避"的区别及冻结计时器的例子（C 退避 3 个时隙、D 退避 9 个时隙，D 冻结剩余 6 个）；争用窗口"802.11 标准并未规定争用窗口 CW 的初始值，但建议 CW 最小值可取为 15，最大值为 1023"，"每重传一次，争用窗口的数值就近似加倍地增大"。
• 同书印刷 p417：不必经过争用期的条件（"当站点想发送数据、并检测到信道连续空闲时间超过 DIFS 时，即可立即发送数据，而不必经过争用期"）与必须经过争用期的三种情况；RTS/CTS 预约的完整时长写法（RTS 写 $\text{SIFS}+\text{CTS}+\text{SIFS}+\text{DATA}+\text{SIFS}+\text{ACK}$，CTS 写 $\text{SIFS}+\text{DATA}+\text{SIFS}+\text{ACK}$，DATA 帧写 $\text{DATA}+\text{SIFS}+\text{ACK}$）。
• 同书印刷 p418：RTS/CTS 的开销与收益——"这两种控制帧都很短，其长度分别为 20 字节和 14 字节，与数据帧（最长可达 2346 字节）相比开销不算大。相反，若不使用这种控制帧，则一旦发生碰撞而导致数据帧重发，浪费的时间就更多了"；"信道预约不是强制性规定。各站可以自己决定使用或不使用信道预约。看来，只有当数据帧的长度超过某数值时，使用 RTS 帧和 CTS 帧才比较有利"；以及预约后仍可能碰撞。

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