802.11 無線 MAC：CSMA/CA とバックオフの原理

なぜ無線では CSMA/CD が使えないのか

有線イーサネットの CSMA/CD は「送信しながら媒体を監視し、衝突したら即座に検知して再送する」方式でした（/network/ethernet-switching-internals/ 参照）。これが無線では成立しません。理由は2つあります。

第一に、送信中に自分の電波で受信回路が飽和するため、はるかに微弱な他局の信号を同時に聞き取れません。送信と受信の電力差は桁違いで、半二重で動かざるを得ない無線機では「送りながら衝突を聴く」物理が破綻します。第二に、後述する隠れ端末問題により、そもそも互いの送信を検知できない端末対が存在します。

そこで 802.11 は方針を転換し、衝突を検出するのではなく回避する CSMA/CA（Collision Avoidance）を採用しました。要は「ぶつかってから直す」のではなく「ぶつからないよう事前にずらす」設計です。

キャリアセンスは物理と仮想の二重構え

CSMA/CA の「CS（キャリアセンス）」は2層で行われます。

• 物理キャリアセンス（CCA）: アンテナで受信電力を測り、しきい値を超えていれば媒体は使用中と判断する。実際の電波を聴く方式です。
• 仮想キャリアセンス（NAV）: 各フレームのヘッダにある Duration フィールド から「この通信があと何マイクロ秒続くか」を読み取り、その間は媒体使用中とみなすカウンタ（NAV: Network Allocation Vector）を設定する。電波を聴かずに「予約済み」と判断する仕組みです。

物理・仮想のどちらか一方でも「使用中」なら送信を控えます。NAV は後述の RTS/CTS と組み合わさって隠れ端末対策の核になります。

IFS：待ち時間の差で優先順位をつくる

802.11 の巧妙さは、フレーム間隔（IFS: Inter-Frame Space）の長さを変えることで送信の優先順位を作る点にあります。媒体が空いてから送信開始までに置く待ち時間を、用途ごとに変えるのです。

肝は SIFS が DIFS より短いことです。あるデータフレームの受信を終えた受信側は、SIFS（短い待ち）だけ待って ACK を返します。一方、別の端末が新しいデータを送り始めるには DIFS（長い待ち）を待たねばなりません。SIFS のほうが先に切れるので、ACK は常に新規送信に割り込んで先に媒体を確保できます。待ち時間の長短だけで、ロック機構なしに優先制御を実現しているわけです。802.11e/WMM の QoS がアクセスカテゴリごとに待ち時間を変えて優先度を作るのも、この発想の延長です（/network/qos/ 参照）。

ランダムバックオフ：空いても即送信しない

DIFS が経過して媒体が空いていても、端末はすぐには送りません。ランダムバックオフを挟みます。これが CSMA/CA の心臓部です。

1. 送信したいフレームがある
2. 媒体がDIFSの間ずっと空くのを待つ
3. バックオフカウンタ = [0, CW] の一様乱数（スロット単位）
4. 媒体が空いている間、1スロットごとにカウンタを1減らす
5. 途中で媒体が使用中になったら → カウンタを凍結し、
   再び空いてDIFS経過したら残り値から再開する
6. カウンタが0になった瞬間に送信開始

ポイントは2つあります。1つ目は [0, CW] の乱数にすること。複数端末が同時に DIFS 待ちを終えても、それぞれ別のバックオフ値を引くため、カウンタが先に0になった端末だけが送信でき、衝突確率が下がります。

2つ目は 凍結と再開です。バックオフ中に他局が送信を始めたらカウンタを止め、媒体が再び空いたら残り値から数え直します。これにより、長く待っていた（カウンタが小さくなっている）端末ほど次に送れる公平性が生まれます。

CW の指数的拡大（バイナリ指数バックオフ）

CW（Contention Window）は固定ではありません。送信が成功すれば最小値 CWmin に戻し、失敗するたびに CW = 2 * CW + 1 で約2倍に広げます（上限 CWmax で頭打ち）。

試行1: CW = CWmin           （例: 15）
試行2: CW = 2*15+1 = 31
試行3: CW = 2*31+1 = 63
...    上限 CWmax（例: 1023）で頭打ち

混雑して衝突が続くほど乱数の幅が広がり、端末同士が同じスロットを選ぶ確率が下がります。有線 CSMA/CD の二進指数バックオフと数理は同じですが、無線では送信前に必ずこのバックオフを通す点が決定的に異なります。

ACK による信頼性確保

802.11 の MAC は、各ユニキャストフレームに対し1対1の即時 ACK を返す停止待ち（stop-and-wait）方式です。送信成功の判定は ACK の受信であり、ACK が来なければ再送します。これは TCP の確認応答とは別物で、L2 のホップ単位で動きます。無線リンクはビット誤り率が有線より格段に高いため、上位層に任せず MAC 層で素早く再送するほうが効率的なのです。

なお、ブロードキャスト/マルチキャストフレームには ACK がありません。受信者が複数いて ACK が衝突してしまうため、信頼性確保はベストエフォートになります。

隠れ端末問題と RTS/CTS

CSMA/CA でも防げない衝突があります。隠れ端末問題です。

   A ───────── AP ───────── C
   （AとCは互いの電波が届かない）

端末 A と C はどちらも AP（アクセスポイント）と通信できますが、A と C は互いの電波が届かない位置にいるとします。A が AP へ送信中でも、C のキャリアセンスには A の電波が映りません。C は「媒体は空いている」と誤判断して送信し、AP の位置で A と C のフレームが衝突します。物理キャリアセンスは送信元の電波しか聴けないため、この衝突は原理的に防げません。

解決策が RTS/CTS ハンドシェイクです。

鍵は CTS が AP から全方位に送られることです。隠れ端末 C にも AP からの CTS は届きます。C は CTS の Duration フィールドを読んで NAV を設定し、その期間は物理的に電波を聴かずとも「媒体は予約済み」と判断して沈黙します。互いに見えない A と C を、両方から見える AP が仲介して時間調停するのが RTS/CTS の本質です。

公開端末問題という副作用

RTS/CTS は逆向きの副作用も生みます。**公開端末問題（exposed terminal problem）**です。ある端末が CTS や RTS を傍受して NAV を立てたものの、実際にはその通信と干渉しない位置にいて、本来なら同時に送れたのに送信を見送ってしまうケースです。NAV による予約は安全側に倒すぶん、達成可能なスループットを下げる方向にも働きます。RTS/CTS は隠れ端末を救う一方で、必要のない端末まで黙らせ得る——この非対称性が無線 MAC のチューニングを難しくしています。

まとめ

無線 MAC は「衝突を検出できない」という物理的制約から出発し、検出ではなく回避へ舵を切りました。DIFS 待ちのあとに必ずランダムバックオフを挟んで送信タイミングを分散させ、失敗のたびに CW を指数的に広げて再衝突を抑えます。衝突の有無はACK の有無で間接的に知り、L2 ホップ単位で再送して無線の高い誤り率を吸収します。物理キャリアセンスでは救えない隠れ端末には、AP が放送する CTS と **NAV（仮想キャリアセンス）**で媒体を予約して対処します。これら一連の仕掛けは、共有された空間という1つの媒体を、見えない相手も含めて時間で公平に分け合うための設計として一貫して読み解けます。