令牌传递协议

2026 大纲 三（五）3 轮询访问介质访问控制（令牌传递协议）。同属（五）的信道划分见多路复用与 CDMA，随机访问见 ALOHA / CSMA/CD / CSMA/CA。

一、随机接入给不了的那样东西

前面几节把随机接入这条路线的产物讲完了：以太网、交换机、VLAN。它们解决得很好，但有一样东西从原理上就给不了——等待时间的上界。

CSMA/CD 的适配器"对过去发生过的碰撞并无记忆"，每发一个新帧都重新执行一次算法。所以完全可能出现这种情况：一个刚来的新帧碰巧插进信道发送成功，而已经退避了七八次的老站还在继续等。没有任何机制保证"我最多等这么久"。

对分组话音、工业控制这类业务，这是硬伤。介质访问控制的第三条路线——受控接入——就是拿"轮转开销"换"无冲突 + 时延有上界"。

三条路线放在一起，取舍就清楚了：

路线	发送权何时确定	冲突	空闲时的浪费	忙时的浪费	等待时间有上界吗
静态划分信道	通信开始前就定死	结构上没有	大（分到的份没人用也空着）	无额外浪费	有
随机接入	完全不预先确定	有，事后消解	无（不发就不占）	大（碰撞浪费）	没有
受控接入（令牌 / 轮询）	运行时按规则轮转	结构上没有	中（轮转本身要花时间）	小	有

静态划分给不了弹性，随机接入给不了保证，受控接入填的正是这个空缺。

受控接入有两种实现，差别在"谁来决定下一个是谁"：分散控制的令牌环（发送权靠环上流动的令牌，无中心，但令牌成了单点）与集中控制的多点线路探询即轮询（主站依次询问各从站，主站故障则全网瘫痪）。后者在 HDLC 的 NRM 模式里已经见过一次。

二、令牌是一段真实的比特

令牌是一个特殊的控制帧，是一段真实在介质上传输的比特（802.5 为 3 字节 24 比特），不是抽象的权限标记。这一点要先钉死，因为下面两条结论全靠它。

只有持令牌的站有权发送 ⇒ 任意时刻全网最多一个站在发 ⇒ 冲突不是被解决了，而是结构上不可能发生。

各站通过点对点链路首尾相接成环，令牌沿环单向流动。四步流程：空闲令牌绕环 → 捕获令牌、置忙、发数据 → 帧绕环一圈回到发送方、读帧状态位确认后由发送方撤除 → 释放新的空闲令牌。

数据帧途经每个站都检查目的地址：不是自己的就继续转发，是自己的就复制一份并继续转发——环上的每个站都是中继，帧必须走完整圈。这一点与交换机的定向转发完全不同。

目的站为什么只复制不取走

由发送方撤除有三条理由，缺一条都会出问题：

1. 帧转一圈回来，读帧状态位就知道成败，等于免费得到确认；
2. 广播/组播帧没有唯一接收者，"接收方取走"会让后面的站收不到；
3. 目的站不存在时没人取走，帧会永远绕圈——"谁发的谁撤"保证每个帧都有责任人。

两种释放时机：单令牌（延迟释放）——帧绕回自己才放令牌，占用 $T_f+T_{\text{环}}$，环上只有 1 个帧；早期释放——发完即放，占用约 $T_f+T_{\text{环}}/N$，环上可能多个帧、管理更复杂。

两者的差别只在"何时放令牌"，差距大小取决于 $T_{\text{环}}/T_f$：帧长时几乎无差别，帧短或环大时才显著。这与 CSMA/CD 的参数 $a=\tau /T_0$ 是同构的——都是在问"传播时间相对于发送时间占多大比重"。

环时延与环容量

$$T_{\text{环}}=\frac{D}{v}+N\cdot \frac{b}{R}$$

第二项常被漏掉：每个站不是导线，必须先收进 1 比特再发出去，$N$ 个站的延迟要累加。站延迟按"每站几比特"给，必须除以数据率换算成时间——数据率不同，同样 1 比特对应的时间不同。

环容量必须装得下令牌：$C_{\text{环}}=R\cdot T_{\text{环}}\ge 24$ 比特（802.5）。环太短、站太少则令牌头部会在尾部还没发完时就绕回发送者。

算一遍：某令牌环网周长 $2000$ m，传播速率 $2\times {10}^8$ m/s，数据率 $4$ Mb/s，$20$ 个站，每站 1 比特延迟。

$$T_{\text{传播}}=\frac{2000}{2\times {10}^8}=10\mu s,T_{\text{站}}=20\times \frac{1}{4\times {10}^6}=5\mu s,T_{\text{环}}=15\mu s$$$$C_{\text{环}}=4\times {10}^6\times 15\times {10}^{-6}=60\text{bit}>24\text{✓}$$

自检点：60 bit 里传播段贡献 40 bit、站延迟段贡献 20 bit（20 站 × 1 bit，可以直接数）——两种算法对得上说明单位没换错。

若把环缩短到 200 m、站数减到 10 个：$T_{\text{环}}=1+2.5=3.5\mu$s，$C_{\text{环}}=14$ bit $<24$——装不下。此时由活动监控站额外插入一个 24 比特的延迟缓存把环时延拉长到 $9.5\mu$s，容量变成 38 bit。

这说明令牌环有一个"最小规模"约束——环太小反而不能工作。 CSMA/CD 要求"帧不能太短、否则来不及检测碰撞"，令牌环要求"环不能太短、否则装不下令牌"，两者都源于同一件事：介质上的信号有物理长度。

三、时延上界：这才是"确定型"的全部含义

$$\text{最坏等待}=(N-1)\cdot \text{THT}+T_{\text{环}},\text{TRT}=N\cdot \text{THT}+T_{\text{环}}$$

两者差一个 THT，别搞反：最坏等待问的是"我还要等多久"，不含自己那次持有，所以乘 $N-1$；TRT 是令牌转一整圈，含自己那次，所以乘 $N$。

这个上界的存在，就是"确定型"的全部含义。 对照 CSMA/CD——它的等待时间没有上界，而且这不是实现不好，是机制决定的。要实时性保证只能选有上界的那一类，这比"有没有冲突"更本质。

THT 还是一个可调的旋钮：调小则每站少发、轮得更快、上界更低；调大则单次吞吐更高但上界抬高。CSMA/CD 里压根没有这样一个旋钮。

四、两条性能曲线的交叉

方向别记反：轻负载 CSMA/CD 好、重负载令牌传递好。 轻负载时令牌空转是纯浪费（平均要等半圈才轮到），重负载时 CSMA/CD 陷入 ALOHA 篇分析过的那条"掉头向下"的曲线——负载越高碰撞越多，碰撞触发重传，重传再抬高负载；令牌传递则完全不受影响。

所以"无冲突"不等于"高效率"，这两个词经常被当成一回事。

这两条曲线的交叉点就是当年令牌环与以太网之争的技术焦点：令牌环理论上更优雅，但实际网络的负载大多数时间是轻的，加上以太网硬件更便宜、后来又被交换机彻底消除了冲突域，胜负就此分出。

五、无冲突的代价：令牌本身成了单点

故障	现象	处理
令牌丢失	持令牌的站突然掉线，或令牌被噪声破坏。环上再无令牌，全网无人能发	活动监控站用定时器监视，超时未见令牌就重新生成一个
令牌重复	噪声或错误恢复导致环上出现两个令牌，冲突重新出现	监控站检测并撤除多余的令牌
孤儿帧绕圈	发送方掉线，它发出的帧没人撤除，永远绕环	监控站在帧首置"监控位"，第二次见到同一帧即撤除
环断裂	任一站或任一段链路故障，环就断了	用双环（一主一备）或旁路继电器（故障站自动短接）保持环路

这张表就是"实现复杂度高"的具体内容。

对照 CSMA/CD 的容错策略——"什么都不做"：撞了退避、退避 16 次就丢弃报错，没有任何全局状态需要维护，一个站坏了其他站照常工作。令牌环则必须选出监控站、维护定时器、处理各种令牌异常，而且环形拓扑天生对单点故障敏感。这个结构性劣势加上轻负载下的性能劣势，共同决定了令牌环的结局。

本节小结

1. 受控接入拿"轮转开销"换"无冲突 + 时延有上界"，填的正是静态划分给不了弹性、随机接入给不了保证的空缺；它分为分散控制的令牌传递与集中控制的轮询。
2. 令牌是一段真实的比特而非抽象权限，由此产生两个后果：只有持令牌的站能发，冲突结构上不可能发生；环容量必须装得下令牌，否则要靠监控站插入延迟缓存。数据帧绕环一圈由发送方撤除，同时解决了确认、广播、以及目的站不存在时谁收尾三个问题。
3. 最坏等待 $=(N-1)\cdot \text{THT}+T_{\text{环}}$，$\text{TRT}=N\cdot \text{THT}+T_{\text{环}}$——这个上界的存在就是"确定型"的全部含义，而 CSMA/CD 没有上界所以做不了实时性保证。代价是令牌本身成了单点，加上轻负载下的空转劣势，决定了令牌环的落败。

考点速记

令牌传递在真题里不单独成题。 拿"令牌""令牌环""Token"去查历年真题的题干与选项，命中四道，但没有一道考它本身：

• 一道拿"令牌传递"当介质访问控制分类表里的一行，与 CSMA、CDMA 等并列，考的是"哪一类会冲突"（那道题在 ALOHA 篇组织）；
• 两道考差分曼彻斯特编码，只是顺带提一句"它最经典的应用场景是 IEEE 802.5 令牌环网"（在编码与调制篇）；
• 一道拿"用 CSMA/CD 还是令牌环"举例说明分层的透明性（在计算机网络概述篇）。

这不等于超纲——它在大纲里明确列着（三（五）3）。教材自己也说明了原因："受控接入则由于目前在局域网中使用得较少，本书不再讨论。"

所以本节的正确用法是当对照篇读，从它带走三件在别处会被用到的事：

• "等待时间有没有上界"这条判据——它是 CSMA/CD 那条"适配器对过去发生过的碰撞并无记忆"的对照面，判断题里出现"CSMA/CD 能保证公平/能保证时延上界"一律错。
• 三类介质访问控制的划分——信道划分 / 随机接入 / 受控接入，这是整个第三章的骨架，也是那道分类题的判据。
• "轻负载 CSMA/CD 好、重负载令牌传递好"——方向常被记反，而它正是 ALOHA 那条"吞吐量先升后降"曲线的延伸。

易错：令牌传递属于受控接入（轮询访问），不会冲突。 与它并列的 FDMA/TDMA/CDMA 属于信道划分，也不冲突；只有 CSMA 系列属于随机接入、会冲突。

易错：轻负载时 CSMA/CD 更优，重负载时令牌传递更优。 方向别记反——"无冲突"不等于"高效率"。

易错：数据帧由发送方撤除，目的站只复制不取走。 这一条同时解决了确认、广播与孤儿帧三个问题。

易错：最坏等待乘 $N-1$，TRT 乘 $N$。 前者不含自己那次持有。

教材出处

• 谢希仁《计算机网络》（第 8 版）印刷 p84–p85，3.3.1 局域网的数据链路层：共享信道的技术路线划分——"(1) 静态划分信道，如……频分复用、时分复用、波分复用和码分复用等。用户只要分配到了信道就不会和其他用户发生冲突。但这种划分信道的方法代价较高，不适合于局域网使用。(2) 动态媒体接入控制，它又称为多点接入"。
• 同书印刷 p85：受控接入的定义与两个代表——"受控接入的特点是用户不能随机地发送信息而必须服从一定的控制。这类的典型代表有分散控制的令牌环局域网和集中控制的多点线路探询(polling)，或称为轮询。"这一句同时给出了本篇在大纲里的位置（轮询访问）与两种实现的控制方式区别。
• 同书印刷 p85：该书对令牌环的处理态度——"属于随机接入的以太网将被重点讨论。受控接入则由于目前在局域网中使用得较少，本书不再讨论。"
• 同书印刷 p91：CSMA/CD 无公平性保证的原文，本篇用作"确定型 vs 争用型"的对照——"适配器每发送一个新的帧，就要执行一次 CSMA/CD 算法。适配器对过去发生过的碰撞并无记忆功能。因此，当好几个适配器正在执行指数退避算法时，很可能有某一个适配器发送的新帧能够碰巧立即成功地插入到信道中，得到了发送权，而已经推迟好几次发送的站，有可能很不巧，还要继续执行退避算法，继续等待。"

谢希仁第 8 版明确声明不展开讨论受控接入（见上引 p85）。因此本篇的令牌环工作流程、环时延与 TRT 推导、单令牌与早期释放的对比不标注该书页码——这些内容依据 IEEE 802.5 的机制描述与本篇给出的推导过程，读者可自行按公式复核，不借教材背书。

相关知识

CSMA/CD 协议｜ALOHA 协议｜CSMA/CA 协议｜以太网与 MAC 地址

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