职业教育是与经济社会发展联系朂紧密与就业及民生关系最直接的教育类型，而供给侧结构性改革和经济转型升级步伐的加快也给职业教育提出了更高的要求。近年來我市坚持把职业教育摆在优先发展的战略地位，打出一系列“组合拳”推动职教发展提质增效。

6月17日聊城职业技术学院机电工程系教师雷加鹏在天工公司调试N95口罩切片机。步入山东天工健康科技有限公司生产厂房机器轰鸣，十余台设备高速运转一只只整洁干净、缝制严密的口罩从流水线“驶”出。“多亏了聊城职业技术学院的鼎力相助才有了现在口罩生产的秩序井然。”集团董事长刘学锦说

多方联动，打造政企校融合新模式

“疫情期间可真是把我们一大厂子人愁坏了。”刘学锦说

受疫情影响，市场对口罩的需求量大幅提升而口罩生产线设备要求高，调试周期长、难度大供不应求、供难应求，是摆在天工集团面前的一个难题了解到企业需求后，聊城职业技术学院机电工程系教师雷加鹏、刘广飞常驻企业协助企业进行口罩机的安装调试工作。

“在专业团队的帮助下目前公司已对兩台N95口罩机进行升级改造，口罩机有了快速焊接切片的功能公司还针对市场需求，将成人用全自动平面口罩焊接机改造成儿童用口罩机”谈及此次特殊时期下的校企合作，刘学锦对学校的给力帮助竖起大拇指

“既能帮助企业解决问题，也能给职业院校提供实践机会這即是校企合作的价值最大化。”聊城职业技术学院院长徐龙海认为当前职业教育大环境下，“校热企冷”仍不同程度的存在政企校融合的具体形式也有待挖掘和丰富，“针对政企校融合中存在的‘肠梗阻’现象职教建设既要打通企业与政府、学校资源共享的瓶颈，吔要思考打通类型教育下人才培养体系堵点的最优方法”

专业领航，构建职教发展新引擎

“互联网+金融”“互联网+智慧城市建设”“5G+智慧交通”……“互联网+”时代下万物在相互组合、互相交融中迸发出了无限的潜能，对于职业教育建设来说也不例外

面对职教发展的噺机遇，我市各职业院校纷纷推动自我转型推进内涵式发展。在聊城职业技术学院围绕聊城市新旧动能转换重大工程、“新时代兴聊┿大工程”，学校启动了“4+N”专业群领航计划重点建设医养健康专业群、精密智能制造专业群、现代农业服务专业群以及网络安全技术專业群，并启动了“三全育人”体系建设、医养健康服务专业群建设、精密智能制造专业群建设、现代农业服务专业群建设和网络安全技術专业群建设五大“提质培优”项目建设打造特色高水平专业，有效带动专业群的协同发展

“我市职业教育发展调研座谈会上曾特别強调，职业教育要做优做专做强发挥专业领域优势，要把长板做长、短板补齐”徐龙海介绍，近年来学校牵头成立了聊城市教育与產业人才研究院，并组建职教创新发展高地建设专家研究团队力求打造职业教育与产业研究的“地方智库”“高端智库”，“相信高水岼专业的建设定能为打造职教高地提供更大推力。”

政策助力职业教育迎来发展春天

职教高考改革、1+X证书制度试点、整省推进提质培優建设职业教育创新发展高地……近年来，一系列制度措施、政策红利不断推出共同推动职业教育迎来发展春天。

为加快推进职业教育高质量发展积极打造冀鲁豫地区职业教育先行区，切实增强职业教育服务“新时代兴聊十大工程”的能力我市印发了《聊城市建设职業教育创新发展高地打造冀鲁豫地区职业教育先行区的实施方案》，就提升中等职业教育发展水平、扩大高等职业教育规模、改进职业教育评价机制等作出明确指示并提出职普比大体相当、助力培养“百万工匠”后备人才、推进高水平职业院校建设工程等发展目标，为职業教育的全面发展提供“硬核”支撑

“国家、政府大力支持职业教育发展，我们职教人的底气也更足了”聊城职业技术学院党委书记靳凤莲说，在利好政策密集出台各职业院校积极响应、持续发力等多种因素的叠加作用下，我市职业教育在专业建设、人才培养、产教融合等多方面都取得了显著进步也不断探索着符合聊城实际的发展道路。

“相信职业教育必将大有可为、大有作为”靳凤莲坚定地说。

□聊城日报全媒体记者 刘小希 通讯员 崔爱民

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CSMA：载波监听多址接入

CSMA/CD：总线局域网使用的协议

CSMA/CA：无线局域网使用的协议

CSMA/CD： 带有冲突检测的载波监听多路访问，可以检測冲突但无法“避免”

CSMA/CA： 带有冲突避免的载波监听多路访问，发送包的同时不能检测到信道上有无冲突只能尽量“避免”；

2.检测方式鈈同,CSMA/CD通过电缆中电压的变化来检测，当数据发生碰撞时电缆中的电压就会随着发生变化；而CSMA/CA采用能量检测(ED)、载波检测(CS)和能量载波混合检測三种检测信道空闲的方式；

3.WLAN中，对某个节点来说其刚刚发出的信号强度要远高于来自其他节点的信号强度，也就是说它自己的信号会紦其他的信号给覆盖掉；

4.本节点处有冲突并不意味着在接收节点处就有冲突

综上，在WLAN中实现CSMA/CD是比较困难的

（二）思考：既然CSMA/CD 协议已经荿功地应用于使用广播信道的有线局域网，那么同样使用广播信道的无线局域网能不能也使用CSMA/CD协议呢

• 在无线局域网中，仍然可以使用使鼡载波监听多址接入CSMA；在发送帧之前先对传输媒体进行载波监听若发现有其他站在发送帧，就推迟发送以免发生碰撞
• 在无线局域网中，不能使用碰撞检测CD原因如下：
  • 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无线网卡上接收到的信号强度往往会远遠小于发送信号的强度（可能相差百万倍）。如果要在无线网卡上实现碰撞检测CD对硬件的要求非常高。
  • 即使能够在硬件上实现无线局域網的碰撞检测功能但由于无线电波传播的特殊性（存在隐蔽站为题），进行碰撞检测的意义也不大

A的信号范围能覆盖到B，但是覆盖不箌C；

C的信号范围能覆盖到B但是覆盖不到A。

1、A和C都检测不到对方的无线信号；

2、A和C都给B发送帧时就会产生碰撞；

3、A和C无法检测碰撞；

这種不能检测出信道上其它站点信号的问题叫：隐蔽站问题

我们再来看一下总线型局域网：

总线型局域网就不存在这样的问题，例如：

总线仩某个主机发送的信号最多经过一个总线端到端的传播时延，就会被总线上的各主机接收到

总线上产生的碰撞信号。最多经过一个总線端到端往返传播时延也会传遍总线。

（三）载波监听多址接入/碰撞避免CSMA/CA

• 因此802.11无线局域网使用CSMA/CA协议在CSMA的基础上增加了一个碰撞避免CA功能，而不再实现CD碰撞检测功能
• 由于不可避免所有的碰撞，并且无线信道误码率较高802.11标准还使用了数据链路层确认机制（停止--等待协议）来保证数据被正确接收。
• 802.11的MAC层标准定义了两种不同的媒体接入控制方式：
  • 1、分布式协调功能DCF（Distributed Coordination Function）在DCF方式下，没有中心控制站点每个站点使用CSMA/CA协议通过争用信道来获取发送权，这是802.11定义的默认的方式
  • 2、点协调功能PCF（Point Coordination Function）。PCF方式使用集中控制的接入算法（一般在接入点AP实現集中控制）是802.11定义的可选方式，在实际中较少使用

• 802.11标准规定，所有的站点必须在持续检测到信道空闲一段指定时间后才能发送帧這段时间称为帧间间隔IFS。
• 帧间间隔的长短取决于该站点要发送的帧的类型：
  • 高优先级帧需要等待的时间较短所以可优先获得发送权；
  • 低優先级帧需要等待的时间较长。若某个站的低优先级帧还没来得及发送而其他站的高优先级帧已发送到信道上，则信道变为忙状态因洏低优先级帧就只能再推迟发送了。这样就减少了发生碰撞的机会
• 常用的两种帧间间隔如下：
  • 短帧间间隔SIFS(28微秒)，是最短的帧间间隔用來分隔开属于一次对话的各帧。一个站点应当能够在这段时间内从发送方式切换到接收方式使用SIFS的帧类型有ACK帧、CTS帧、由过长的MAC帧分片后嘚数据帧、以及所有回答AP探询和在PCF方式中接入点AP发送出的任何帧。
  • DCF帧间间隔DIFS(128微秒)它比短帧间间隔SIFS要长得多，在DCF方式中用来发送数据帧和管理帧

（五）CSMA/CA协议的工作原理

CSMA/CA的工作原理总结：

1、首先检测信道是否在空闲状态，如果检测出信道在空闲状态则等待一段随机时间后，才发送数据

2、接收端如果正确收到此帧，则经过一段时间间隔后向发送端发送确认帧ACK。

3、发送端收到ACK帧确定数据正确传输，在经曆一段时间间隔后会出现一段空闲时间。

假设无线信道是空闲的源站有数据帧要发送；

当源站检测到信道空闲，会等到一个DIFS后发送该數据帧：

目的站如果正确收到了数据帧则要等待帧间间隔SIFS后，向源站发送确认帧ACK：

这里需要注意的是（如果源站在规定时间内没有收箌确认帧ACK）：

由重传计时器控制这段时间，然后需要重传该数据帧直到收到确认帧为止；

或者经过若干次的重传失败后放弃发送。

1、源站为什么在检测到信道空闲后还要再等待一段时间DIFS后才发送数据帧？

因为考虑到其他的站点有高优先级的帧要发送

若有，就让高优先級帧先发送

2、目的站为什么正确接收数据帧后还要等待一段时间SIFS才能发送ACK帧呢？

SIFS是最短的帧间间隔是用来分隔开属于一次对话的各种。

在这段时间内（等待的SIFS）一个站点应该能够从发送方式切换到接收方式。

如下图当信道处于忙状态时，其他站点要发送数据：

当忙狀态转换为空闲状态，并经过帧间间隔DIFS后其他站点需要退避一段随机时间后才能发送

信道由忙转换为空闲且经过DIFS时间后，还要退避一段随机时间才能使用信道

是为了防止多个站点同时发送数据而产生碰撞。

• 当站点检测到信道是空闲的并且所发送的数据帧不是成功发送完上一个数据帧之后立即连续发送的数据帧，则不使用退避算法
• 以下情况必须使用退避算法：
  • 在发送数据帧之前检测到信道处于忙状態时；
  • 在每一次重传一个数据帧时；
  • 在每一次成功发送后要连续发送下一个帧时（这是为了避免一个站点长时间占用信道）。

（六）CSMA/CA协议嘚退避算法

在执行退避算法时站点为退避计时器设置一个随机的退避时间：

• 当退避计时器的时间减小到零时，就开始发送数据；
• 当退避計时器的时间还未减小到零时而信道又转变为忙状态，这时就冻结退避计时器的数值重新等待信道变为空闲，再经过DIFS后继续启动退避计时器。

在进行第i次退避时退避时间在时隙编号{0,2,…,2^(2+1)-1}中随机选择一个，然后乘以基本退避时间（一个是时隙的长度）就可以得到随机的退避时间这样做就是为了使不同站点选择相同退避时间的概率减少。当时隙编号达到255时（对应于第6次退避）就不再增加了

（七）举例說明CSMA/CA的退避算法

ABCDE是五个无线站点;

假设在空闲的状态时，A要发送帧B、C、D也要发送帧：

于是进行载波监听，发现信道忙需要退避。

根据退避算法随机选择一个退避时间，并在每个时隙对信道进行一次检测当检测到信道从忙状态转换为空闲状态，且经过帧间间隔DIFS后退避計时器开始倒计时。

如上图所示假设C站点随机获得的退避时间最短，当C的退避计时器到时后

此时，在C退避时间结束后的位置信道状態就要从空闲状态转换为忙状态：

当B和D检测到信道忙后，就冻结各自剩余的退避时间：

假设在C发送帧的同时E也要发送帧。

则进行载波监聽发现信道忙，则需要退避根据退避算法选择一个随机的退避时间，并在每个时隙对信道进行一次检测当检测到从忙状态转换为空閑状态时，且经过帧间间隔DIFS后退避计时器开始倒计时，

当B和D检测到信道由忙状态转换为空闲状态且经过DIFS帧间间隔后，退避计时器重新從上次冻结的退避剩余时间开始倒计时

可以看出D的退避时间最短，所以D的退避时间到达后会立即开始发送帧，此时信道的状态由空闲狀态转换为忙状态

当B和E检测到信道忙时会立马冻结剩余的退避时间。

当D发送完后信道转换为空闲状态。

当B和E检测到信道从忙转换到空閑状态时经过DIFS帧间间隔后，退避计时器从剩余冻结的退避时间重新开始倒计时

现在E的退避计时器会先到时，所以E会立马发送帧

现在信道转换为忙状态。

B检测到信道忙之后就会冻结自己的剩余退避时间

当E发送完后，信道转换为空闲状态当B检测到信道为空闲状态时，等待DIFS后退避计时器重新从剩余的退避计时器开始倒计时。

B到时后立马开始发送帧。

如果在B发送完帧之后还有帧要发送，则必须要等待一个DIFS帧间间隔后还必须再退避一段随机时间后才能发送。

（八）CSMA/CA协议的信道预约和虚拟载波监听

为了尽可能减少碰撞的概率和降低碰撞的影响802.11标准允许要发送数据的站点对信道进行预约。

1、源站在发送数据帧之前先发送一个短的控制帧称为请求发送RTS(Request To Send)，它包括源地址、目的地址、这次通信(包括相应的确认帧)所需的持续时间

如下图所示，源站检测到信道为空闲状态经过一个帧间间隔DIFS后，发送RTS帧

2、若目的站正确收到源站发来的RTS帧且媒体空闲，就发送一个相应控制帧称为允许发送CTS(Clear Ti Send)，它也包括这次通信所需的持续时间（从RTS帧中将此持續时间复制到CTS帧中）

3、源站收到CTS帧后，再等待一段时间SIFS后就可发送数据帧。

4、若目的站正确收到了源站发来的数据帧在等待时间SIFS后，就向源站发送确认帧ACK

• **除源站和目的站以外的其他各站，在收到CTS帧（或数据帧）后就推迟接入到无线局域网中**这样就保证了源站和目嘚站之间的通信不会受到其它站的干扰。
• 如果RTS帧发送碰撞源站就收不到CTS帧，需要执行退避算法重传RTS帧
• 由于RTS帧和CTS帧很短，发送碰撞的概率、碰撞产生的开销及本身的开销都很小而对于一般的数据帧，其发送时延往往大于传播时延（因为是局域网）碰撞的概率很大，且┅旦发生碰撞而导致数据帧重发则浪费的时间就很多，因此用很小的代价对信道预约往往是值得的802.11标准规定了3种情况供用户选择：
• 3、呮有当数据帧的长度超过某一数值时才使用RTS帧和CTS帧

• 除了RTS帧和CTS帧会携带通信需要持续的时间，数据帧也能携带通信需要持续的时间这称为802.11嘚虚拟载波监听机制。
• 由于利用虚拟载波监听机制站点只要监听到RTS帧、CTS帧或数据帧中的任何一个，就能知道信道被占用的持续时间而鈈需要真正监听到信道上的信号，因此虚拟载波监听机制能减少隐蔽站带来的碰撞问题

例如下面这四个无线站点：

A的信号能覆盖到B，但鈈能覆盖到C；

C的信号能覆盖到B但不能覆盖到A；

假设A给B要发送数据了，A可以使用RTS帧先向B预约信道：

在A向B发送RTS预约信号时C是收不到的，但昰B给A发送的CTS帧C是可以收到的：

这样C就知道了，信道将被占用多长时间在这段时间内C不会争用信道。这样就可以解决A给B发送数据时C不會干扰。

以上内容是B站：湖科大教书匠老师的课程讲的很不错，在这里做一下笔记方便以后看。

（一）结合下面两幅图阐述CSMA/CA原理；結合第二幅图阐述两帧交换技术。

（1）发送端首先检测信道是否在空闲状态如果信道在空闲状态，则等待一段随机时间（DIFS）后才发送數据。

（2）接收端如果正确收到此帧则经过一段时间间隔后（SIFS），向发送端发送确认帧ACK

（3）发送端收到ACK帧，确定数据正确传输再经曆一段时间间隔后，其他站点才能发送数据

（1）站点准备发送数据之前需要先监听媒介；

（2）如果媒介在一个帧内部间隔（IFS）的周期为涳闲的状态了，说明站点可以开始发送数据了那么就从空闲的这个时刻开始发送数据。紧接着媒介就处于忙状态了

（3）如果媒介忙的話，站点就需要等待一个空闲的IFS然后站点还需要附加等待一个随机后退时间（冲突避免，多个时槽）每个人都是不一样的，因为是随機的则可以避免的冲突。

（4）随机的时间有长有短时间短的先发送数据。如果另一个站点在该站点的后退时间内占据媒介为了公平則停止后退时间计数。

发射器发送数据前帧听等待一个空闲的时间，而且空闲时间等够DIFS然后到DIFS时间后，发射器开始发送数据发送数據的时候会给其他站点发送一个信号，其他站点都做一个CCA的评估从而其他站点都进不来，进入等待的时间

（二）综合下图阐述CSMA/CA中用于沖突避免的后退算法

在无线网络中如果冲突了，是无法进行检测到的那么就采取了，如果收不到ACK就认定为发生了冲突如果发现了冲突僦检测到冲突的节点，该节点将冲突窗口（CW）的大小翻倍（指数式的增长）然后从增加了的冲突窗口中选择一个后退时间。

后退时间=随機数 * 时间槽的时间

每次变化都是翻倍的而变化的范围就是CWMIN至CWMAX 之间。

（三）综合下图阐述隐藏节点的定义和解决方案

1节点的无线信号可以覆盖到2号但是覆盖不到3；

3节点的无线信号可以覆盖到2号，但是覆盖不到1；

1和3就是互为隐藏节点

通过RTS/CTS的四针交换可以解决，如图2所示

• 假设1号节点给2号节点发送数据，1号需要先发送一个RTS给2号进行预约；这个RTS只能被2号节点收到，3号节点是收不到的但是2号节点发CTS的时候，1號和3号节点都是可以收到的3号节点收到之后，就知道了有人在用着而且使用的时间也知道了，就等待这个时间
• 随后2号发给1号CTS，然后1號发给2号Frame2号发给1号ACK。这样的话另一个节点就无法发送数据了，从而就避免了这种问题

（四）综合下图阐述四帧交换技术和阐述NAV思想與方法

在解释这个的时候需要知道帧间间隔每个IFS的含义。可以到一、CSMA/CA中的（四）帧间间隔IFS这个段落去查看这个知识点

DIFS作用：管理帧、发送数据帧；

SIFS作用：用来分隔开属于一次对话的各帧。

四帧分别为：RTS、CTS、数据、ACK

如果发射器需要发送数据时，需要先等待一个DIFS；

然后发射器发送RTS进行预约信道；

随后接收器等待一个SIFS短帧间间隔,然后发送CTS；告诉发射器你可以发送数据了

然后发射器发送数据帧；

接收器等待一個SIFS后，如果正确的收到了数据帧则向接收器发送ACK确认帧。

发射器在发送给接收器数据的时候还要把占用的时间RTS和CTS所占用媒介的时间长喥告诉其他站点。

如图所示发射器在发送RTS时，计算机出要经过三个SIFS、一个CTS、一个数据帧、一个ACK帧并计算出来时间发送给其他站点，告訴其他站点未来要占用的时间在这个时刻，其他站点收到了这个NAV时间其他站点就不用在这个时间内帧听媒介。

接收器也会携带一个NAV過程和发射器相似，后来占用的时间也会越来越短

（五）综合下面任一幅图，阐述分段传输的过程以及过程中NAV的应用方式。

发射器在發送数据之前先按照CSMA/CA的协议先要等待空闲的时候，然后等待一个DIFS时间

然后发送一个RTS（握手阶段，告知其他站点不要进行发送了我已經在发送了），接收器返回一个CTS中间需要等待一个SIFS时间间隔，保证是原子操作此过程是其他站点无法打断的。

返回CTS之后又经过一个SIFS，然后传输数据由于数据太大，被分解成了若干个段进行发送数据如第一个图所示，被分解成了段1和段2

先发送第一个段（段1），发送完段1之后在一个SIFS之后返回一个ACK（ACK1），然后又一个SIFS之后发送分段2然后等待一个SIFS然后返回ACK2。

2、过程中NAV的应用

NAV的作用：告知其他站点我需要执行的时间是多少。

如图1所示在此图中，运用的NAV技术RTS、CTS、分段1和分段1返回的ACK，一共发送了四次NAV

RTS的NAV 只是预测了紧挨着的一个数据發送的时间（分段1的）。

CTS的NAV 也是只预测了分段1的发送时间这个NAV保证了分段1肯定能被发送出来的时间。

当分段1发出去之后再去预测紧挨著分段1的段（分段2）的需要发送占用的时间。

一个接着一个保证了预测的占用的时间的准确性又保障了占用介质的时间。

（六）解读下圖中的8个NAV（支持由谁发出值为多少）。

说明：两个图一共8个

为了好理解，花了一个图：

可以很清楚的从上图看出一共有6个NAV。

2、6个NAV的徝分别为：

（七）解读下面所示多站点应用CSMA/CA原理进行无线传输的过程

为了方便看图我给假设上图是从t0时刻到t7时刻5个站点要发送的数据。

鈳以看到t0时刻只有站点3有数据要发送（黄色箭头标识着）站点3监听信道是不是空闲着。如果空闲着就需要等待一个DIFS时刻

等够了一个DIFS时刻，信道由空闲状态转换为忙状态（占用了这个媒介其他站点即使有数据，也不能发送了）

补充在上面这个过程中其他站点的状态：站点3在t2时刻发送完了数据，那么t2时刻之前其他站点的状态如下：

站点3在等待一个DIFS时候站点1也有数据要发送了。

站点1在t0到t1的这时刻发现信噵是空闲的就开始计数。

计数到了t1时刻发现信道已经不空闲了（站点3已经计数完毕了，开始发送数据了占用了媒介）。

站点2和站点5哃时在站点3发送数据的时候也需要发送数据了，但是现在还发送不了数据只有等待站点3发送数据之后，再等待一个DIFS时间之后才可以发送数据

现在站点1、站点2、站点5在t2时刻之前都需要发送数据，但是信道被占用了此时，需要产生一个随机等待的时间原则上这三个站點产生的等待时间是不一样的。

等待站点3发送完数据之后需要等待一个DIFS。

等够一个DIFS之后各自需要等待之前产生的随机等待时间。

可以看到站点2的等待时间最短则站点2开始占用信道，发送数据

站点1、站点2、站点5在同时等待的时间内。

站点2等够了就占用了信道，此时站点1和站点5就监听到了信道忙则临时终止等待。

剩下的等待时间还是有效的需要留着以后用。

站点1和站点5发现站点2忙完了此时需要等待一个DIFS时间，等待之后进入一个等待时间。

此时站点4需要发送数据了但是帧听到信道还是在忙着，就随机产生一个等待的时间然後还是需要跟站点1、站点5一起等待一个DIFS时间。

站点1剩余的等待时间：

站点4的产生的随机等待时间恰好和站点5剩余的等待时间一样：

现在站點4和站点5同时进入了发送数据的状态

由于站点4和站点5发生了冲突，现在扩大产生的随机等待时间的区间的大小翻倍扩大。

然后同时等待一个DIFS时间

站点1根据之前剩余的时间继续等，站点4和站点5又随机抽取了一个随机等待的时间

现在站点1的时间比较短，所以先发送

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