1、4.3 隨機多址接入協議 1隨機多址協議又叫做有競爭的多址接入協議。各節點在網絡中的地位是等同的，通過競爭獲得信道的使用權。 隨機多址接入協議可分為：完全隨機多址接入協議（ ALOHA 協議）載波偵聽型多址接入協議不論是哪種隨機多址接入協議，我們主要關心兩個方面的問題：穩態情況下系統的通過率和時延性能系統的穩定性 隨機多址接入協議ALOHA 協議是 70 年代 Hawaii 大學建立的在多個數據終端到計算中心之間的通信網絡中使用的協議。其基本思想是：若一個空閑的節點有一個分組到達，則立即發送該分組，并期望不會和其它節點發生碰撞。 ALOHA 協議為了分析隨機多址接入協議的性能，假設系統是由m個

2、發送節點組成的單跳系統，信道是無差錯的，分組的到達和傳輸過程滿足如下假定：各節點的到達過程為獨立的參數為/m的Poisson過程，系統總的到達率為。在一個時隙或一個分組傳輸結束后，信道能夠立即給出當前傳輸狀態的反饋信息。反饋信息為“0”表明當前時隙或信道無分組傳輸反饋信息為“1”表明當前時隙或信道僅有一個分組傳輸（即傳輸成功）反饋信息為“e”表明當前時隙或信道有多個分組在傳輸，即發生了碰撞，導致接收端無法正確接收。ALOHA 協議碰撞的節點將在后面的某一個時刻重傳被碰撞的分組，直至傳輸成功。如果一個節點的分組需要重傳，則稱該節點為等待重傳的節點。對于節點的緩存和到達過程作如下假設： 假設A：無

3、緩存情況。在該情況下，每個節點最多容納一個分組。如果該節點有一個分組在等待傳輸或正在傳輸，則新到達的分組被丟棄且不會被傳輸。在該情況下，所求得的時延是有緩存情況下時延的下界。假設B：系統有無限個節點（m=）。每個新產生的分組到達一個新的節點。這樣網絡中所有的分組都參與競爭，導致網絡的時延增加。因此，在該假設情況下求得的時延是有限節點情況下的時延上界。ALOHA 協議純ALOHA 協議 純ALOHA 協議是最基本的 ALOHA 協議。 只要有新的分組到達，就立即被發送并期望不與別的分組發生碰撞。一旦分組發生碰撞，則隨機退避一段時間后進行重傳。純ALOHA 協議純ALOHA 協議如果從數據分組開始

4、發送的時間起點到其傳輸結束的這段時間內，沒有其它數據分組發送，則該分組就不會和其它分組發生碰撞。在什么情況下圖中陰影部分表示的數據分組（在t0+t時刻產生的分組）可以不受任何干擾的發送呢？與陰影幀的開始碰撞與陰影幀的結尾碰撞易受破壞區間假設系統中所有分組的長度相等，傳輸數據分組所需的時間定義為系統的單位時間，為了簡化描述，令該值等于t，(下面的分析中令 t 等于1）。我們將時間區間t0，t0+2t稱為陰影分組（在t0+t時刻產生的分組）的易受破壞區間。很顯然，在純ALOHA協議中，只有在數據分組的易受破壞區間內沒有其它分組到達，則該分組可以成功傳輸。純ALOHA 協議為了分析方便，設系統有無窮

5、多個節點（假設 B），假定重傳的時延足夠隨機，重傳分組和新到達分組合成的分組流是到達率為G的Poisson到達過程。則在純ALOHA系統中，一個分組成功傳輸的概率，就是在其產生時刻前一個時間單位內沒有分組發送，并且在該分組產生時刻的后一個時間單位內僅有一個分組（即該分組本身）發送的概率。純ALOHA 協議純ALOHA 協議根據泊松公式，在單位時間內，產生k個分組的概率是則根據上面的分析，我們可以得到在純ALOHA系統中，分組成功傳輸的概率純ALOHA 協議系統的通過率（單位時間內一個分組成功傳輸的概率）對上式求最大值，可得系統的最大通過率為1/2e0.184此時對應的G=0.5可見，效率很低。

6、從前面的描述中可以看到，在純ALOHA協議中，節點只要有分組就發送，易受破壞區間為兩個單位時間。如果我們縮小易受破壞區間，就可以減少分組碰撞的概率，提高系統的利用率。基于這一出發點，提出了時隙 ALOHA 協議。時隙 ALOHA 協議時隙 ALOHA系統將時間軸劃分為若干個時隙，所有節點同步，各節點只能在時隙的開始時刻才能夠發送分組，時隙寬度等于一個分組的傳輸時間。當一個分組在某時隙到達后，它將在下一時隙開始傳輸，并期望不會與其它節點發生碰撞。如果在某時隙內，僅有一個分組到達（包括新到達的分組和重傳分組的到達），則該分組會傳輸成功。如果在某時隙內到達兩個或兩個以上的分組，則將會發生碰撞。碰撞的

7、分組將在以后的時隙中重傳。很顯然，此時的易受破壞區間長度減少為一個單位時間（時隙）。 時隙 ALOHA 協議時隙 ALOHA 協議利用前面的假設條件，并假定系統有無窮多個節點(假設B)。顯然在一個時隙內到達的分組包括兩個部分：新到達的分組重傳的分組設新到達的分組是到達率為(分組數/時隙)的Poisson過程。假定重傳的時延足夠隨機化，這樣就可以近似地認為重傳分組的到達過程和新分組的到達過程之和是到達率為G(G )的Poisson過程。時隙 ALOHA 協議分析則在一個時隙內有一個分組成功傳輸的概率為G e-G，它被定義為系統的通過率S（或離開系統的速率），即S=G e-G如果分組的長度為一個時

8、隙寬度，則系統的通過率就是指在一個時隙內成功傳輸所占的比例（或有一個分組成功傳輸的概率）。其最大通過率為1/e0.368，對應的G =1時隙 ALOHA 協議ALOHA的通過率曲線例4.1 若干個終端用純 ALOHA 隨機接入協議與遠端主機通信，信道速率為 2.4kb/s。每個終端平均每3分鐘發送一個幀，幀長為 200bit，問系統中最多可容納多少個終端？若采用時隙 ALOHA 協議，其結果又如何？ALOHA 協議例子時隙 ALOHA 協議設可容納的終端數為N。每個終端發送數據的速率是 bit/s。由于純ALOHA系統的最大系統通過率為1/2e，則有若采用時隙ALOHA協議，最大通過率為1/e

9、，則有時隙 ALOHA 協議穩定性分析對于時隙ALOHA系統：當G1時，碰撞較多，從而導致系統性能下降。因此，為了達到最佳的性能，應當將G維持在1附近變化。時隙 ALOHA 協議穩定性分析當系統達到穩態時，應該有新分組的到達率等于系統的離開速率，即有S=圖中，哪個平衡點是穩定的，哪個是不穩定的？為了分析系統的動態行為，我們先采用假設A （無緩存的情況）來進行討論。時隙 ALOHA 的行為可以用離散時間馬爾可夫鏈 來描述，其系統的狀態為每個時隙開始時刻等待重傳的節點數。時隙 ALOHA 協議穩定性分析qr：在碰撞后等待重傳的節點在每一個時隙內重傳的概率n：在每個時隙開始時刻等待重傳的節點數m：系

10、統中的總用戶數qa：每個節點有新分組到達的概率：m 個節點的總到達率( 即每個節點的到達率為/m ) ，其單位為分組數/ 時隙；Qr (i, n) ：n 個等待重傳的節點中，有i個節點在當前時隙傳輸的概率；Qa (i, n) ：在當前時隙中，m-n 個空閑節點中有i個新到達的分組傳輸的概率。參數定義時隙 ALOHA 協議穩定性分析顯然，每個節點有新分組到達的概率qa=1-e-/m 在給定n 的條件下，有Pn,n+i表示時隙開始時刻有n個等待重傳的節點，到下一時隙開始點，有n+i個等待重傳節點的轉移概率。狀態轉移概率為時隙 ALOHA 協議穩定性分析2i(m-n) i=1 i=0 i= -1 時

11、隙 ALOHA 協議穩定性分析時隙 ALOHA 協議穩定性分析在穩態情況下，對于任一狀態n而言，從其它狀態轉入的頻率應當等于從該狀態轉移出去的頻率，即有由于從n 轉移到各種可能狀態的概率之和為1， 從而有 利用 和狀態轉移概率Pn,n+i，就可以求出p0和pn。顯然，如果重傳的概率qr1，將會導致出現大量的碰撞，從而使系統中的節點長時間處于等待重傳狀態。為了進一步了解系統的動態行為，我們定義系統狀態偏移量為： Dn = 當系統狀態為n時，在一個時隙內等待重傳隊列的平均變化量 =（在該時隙內平均到達的新分組數）（在該時隙內平均成功 傳輸的分組數） = (m-n) qa- Psucc其中 Psuc

12、c = Qa(1,n) Qr(0,n) + Qa(0,n) Qr(1,n) 時隙 ALOHA 協議穩定性分析時隙 ALOHA 協議穩定性分析再定義當系統狀態為n 時，一個時隙內平均傳輸的分組數為G(n) ，則有G(n)= (m-n) qa+ nqr將Qr(i，n)和Qa(i，n)代入Psucc表達式，有時隙 ALOHA 協議穩定性分析分組到達率（(m-n)qa）n 和分組離開率PsuccG (n)兩條關系曲線圖中的橫軸有兩個坐標: 一個是系統狀態n，另一個是總的分組到達率G(n)=(m-n)qa+nqr。ALOHA動態性能曲線的分析從圖中可以看出，Dn(重傳隊列的平均變化量)就是分組到達率曲線

13、與分組離開率曲線之差。兩條曲線有三個交叉點即三個平衡點。在第一個交叉點與第二個交叉點之間的D (n)為負值，即系統的離開率大于分組到達率，因而會導致系統的狀態減少。或者說，D(n)的方向為負。因而對第二交叉點的任何負的擾動都將導致系統狀態趨于第一個交叉點。在第二個交叉點與第三個交叉點之間的D (n)為正值，即系統的分組到達率大于分組離開率，因而在該區域內的狀態變化會導致系統的狀態增加。或者說，D(n)的方向為正，對第二個交叉點的任何正的擾動將導致系統狀態趨于第三個交叉點。從上面的討論可以看出第一和第三個交叉點是穩定的平衡點，第二個交叉點是不穩定的平衡點。對于第一個交叉點，有較高的通過率，而第三

14、個交叉點的通過率很低。因此，第一個交叉點是希望的穩定平衡點，而第三個交叉點是不希望的穩定平衡點。重傳概率qr對穩定性的影響如果qr增加，則重傳時延將會減小。如果圖中的橫坐標n 保持不變，則G (n)=(m-n)qa+nqr的取值將增加，由G (n)對應的G (n)e-G(n)將下降，即曲線向左壓縮，第二個交叉點向左移。這樣，退出不穩定性的可能性增加，但到達不希望穩定點的可能性增大。 如果qr減小，則重傳時延將會增加。如果圖中的橫坐標n 保持不變，則G (n)取值下降，G(n)e-G(n)的取值增加，即曲線向右擴展，這時僅有一個穩定點。穩定的時隙 ALOHA 協議偽貝葉斯算法 穩定的多址協議是指

15、對于給定的到達率，多址協議可以保證每個分組的平均時延是有限的。或者說對于給定的到達率，系統是穩定的。使系統穩定的到達率的最小上界稱為系統的最大穩定通過率。 偽貝葉斯算法背景Psucc近似等于G(n)e-G(n) ，并且當G(n) =1時，獲得最大的系統通過量。如果可以動態的改變qr，使G(n)總是處于1，則系統可以一直獲得最大的通過量。由于G(n)是n的函數（n為系統中處于重傳狀態的分組數），因此只要能正確估計n的值，就可以使G(n)=1 。但由于n是未知的值，所以只能通過反饋信息來估計。假定n可以準確估計且 G(n) =1，則根據Poisson到達的近似，可得成功的概率為1/e0.368,

16、空閑的概率為 1/e 0.368，碰撞的概率為1- 2/e0.264。 因此，在調整重傳概率qr時，應使碰撞的概率小于空閑的概率。偽貝葉斯算法偽貝葉斯算法（PseudoBayesian Algorithm）是一種穩定的時隙ALOHA算法。核心思想：盡可能的使G(n) =1 ，從而使系統的通過率達到最大值。偽貝葉斯算法偽貝葉斯算法基本思路假定系統有無窮多個節點（假設B），新到達的分組立即被認為是等待重傳的分組（這是與普通時隙ALOHA協議的差別），即所有的分組都以相同的方式處理。根據時隙開始點狀態（等待重傳的節點數）的估計值 確定重傳概率 ，并根據當前時隙的傳輸狀態（空閑、成功或碰撞）來估計下一

17、時隙開始點的狀態在理想情況下，假定在時隙開始處有n個等待重傳的分組，則當前時隙總的傳輸速率為G(n)=nqr，其成功傳輸一個分組的概率是根據G(n)=nqr=1的要求，應有qr=1/n偽貝葉斯算法具體步驟(1)估計當前時隙（第k個時隙）開始點的等待重傳的節點數 ，則各個節點在第k個時隙發送的概率 （要求qr1）根據第k個時隙的傳輸結果，估計第k+1個時隙開始點的等待重傳的節點數 ： 第k個時隙空閑或成功第k個時隙碰撞偽貝葉斯算法具體步驟(2)式中加入是考慮新的到達，取max表示對 的估計不會小于新到達分組的貢獻。若傳輸成功，則新的估計要從 中減去1。 若碰撞則新的估計要將 增加(e-2)-1。

18、增加(e-2)-1的目的是適當減少重傳的概率，若時隙空閑，將 減去1，這樣適當的增加重發的概率，以免有太多的空閑時隙。這樣可維持系統的真實狀態取值n 和估計值 之間的平衡。也就是說，在空閑和碰撞的情況下，平均隊長不應該改變。因為在Poisson近似下，空閑的概率為1/e，碰撞的概率為(e-2)/e，則這兩種情況下平均隊長的改變為-(1/e)+1/(e-2)(e-2)e)=0。偽貝葉斯算法分析該偽貝葉斯算法對任何1/e的到達率都是穩定的。在 n 較大時, 如有，則有qr=1/n, G(n)=1, 其成功的概率=1/e。 根據式(4-20)的定義，有: D(n)=-(1/e), 當 1/e時，有D

19、(n)0, 此時系統是穩定的。當系統狀態估計的初值 與實際系統的n 相差較大時，系統也會進入穩態。當 時， 較小, 系統碰撞概率很大，必然導致 迅速增加，從而有 趨于n。當 時, 較大, 系統空閑概率很大, 成功傳輸概率很高，必然導致 迅速減少, 從而有 趨于n。載波偵聽型多址協議 CSMA 是從 ALOHA 協議演變出的一種改進型協議，它采用了附加的硬件裝置，每個節點都能夠檢測（偵聽）到信道上有無分組在傳輸。如果一個節點有分組要傳輸，它首先檢測信道是否空閑，如果信道有其他分組在傳輸，則該節點可以等到信道空閑后再傳輸，這樣可以減少要發送的分組與正在傳輸的分組之間的碰撞，提高系統的利用率。CSM

20、ACSMA 協議可細分為幾種不同的實現形式：非堅持型（ Non-persistent）CSMA1-堅持型 CSMAp-堅持型 CSMACSMA所謂非堅持型 CSMA 是指當分組到達時，若信道空閑，則立即發送分組；若信道處于忙狀態，則分組的發送將被延遲，且節點不再跟蹤信道的狀態（即節點暫時不檢測信道），延遲結束后節點再次檢測信道狀態，并重復上述過程，如此循環，直到將該分組發送成功為止。 非堅持型 CSMA所謂 1-堅持型 CSMA 是指當分組到達時，若信道空閑，則立即發送分組；若信道處于忙狀態，則該節點一直堅持檢測信道狀態，直至檢測到信道空閑后，立即發送該分組。1-堅持型 CSMA所謂 p-堅持

21、型 CSMA 是指當分組到達時，若信道空閑，則立即發送分組；若信道處于忙狀態，則該節點一直檢測信道的狀態，在檢測到信道空閑后，以概率 p發送該分組p-堅持型 CSMA檢測時延眾所周知，由于電信號在介質中的傳播時延，在不同的觀察點上監測到同一信道的出現或消失的時刻是不相同的。因此，在 CSMA 多址協議中，影響系統性能的主要參數是（信道）載波的檢測時延。它包括兩部分：發送節點到檢測節點的傳播時延和物理層檢測時延（即檢測節點開始檢測到檢測節點給出信道是忙或閑所需的時間）。設信道速率為C bit/s，分組長度為 L bit ，則歸一化的載波偵聽（檢測）時延為非時隙 CSMA 多址協議 非時隙 CSM

22、A 協議的工作過程如下：當分組到達時，如果信道空閑，則立即發送該分組；如果信道忙，則分組被延遲一段時間后，重新檢測信道。如果信道忙或發送時與其它分組碰撞，則該分組變成等待重傳的分組。每個等待重傳的分組將重復地嘗試重傳，重傳間隔相互獨立且服從指數分布。 非時隙 CSMA控制算法描述 1) 若有分組等待發送，則轉到第 2）步，否則處于空閑狀態，等待分組到達。 2) 監測信道：若信道空閑，啟動發送分組，發完返回第 1）步；若信道忙，放棄監測信道，選擇一個隨機時延的時間長度t 開始延時（此時節點處于退避狀態）。 3) 延時結束，轉至第 1）步。非時隙 CSMA非時隙 CSMA顯然，若分組的傳輸時間定義

23、為1個時間單位，則即為。非時隙 CSMA非時隙非堅持型 CSMA 多址協議的主要特點是在發送數據前先監測信道，一旦監測到信道忙時，能主動的退避一段時間（暫時放棄監測信道），其系統通過率為 非時隙CSMA性能分析B：忙碌期，某一個分組在信道中開始出現，直到經信道最大傳播時延后信道中該分組的數據信號完全消失為止的一段時間區間。I：空閑期，信道中完全沒有數據信號的時間區間。U：在一個忙碌期中用于成功傳輸分組的時間。在系統穩態時， 吞吐量非時隙 CSMA性能分析 是在一個忙碌期中用于成功傳輸分組的平均時間，即在一個信道周期內某站發送一個分組前的時間內無其他分組到達的概率，由Poisson公式有而空閑周

24、期即平均到達率為G的poisson流的平均間隔，有隨機變量Y：在一個不成功的忙碌期開始(0, )區間內的第一個分組到達時刻與最后一個分組到達時刻之間的間隔，有。y=t1+t2+tn 非時隙 CSMA性能分析可得Y的分布函數平均間隔長度B的平均值為因此有時隙 CSMA 多址協議 時隙 CSMA 協議把時間軸分成寬度為的時隙（注意：時隙 ALOHA 中時隙的寬度為一個分組的長度，這里的時隙寬度為載波檢測時間）。如果分組到達一個空閑的時隙，它將在下一個空閑時隙開始傳輸。如果某節點的分組到達時，信道上有分組正在傳輸，則該節點變為等待重傳的節點，它將在當前分組傳輸結束后的后續空閑時隙中以概率qr進行傳輸

25、。時隙 CSMA 協議時隙 CSMA 協議時隙 CSMA 協議我們可以用馬爾可夫鏈來分析時隙CSMA協議的性能。設分組長度為1個單位長度，其總的到達過程是速率為的Poisson過程，網絡中有無窮多個節點（假設B）。信道狀態 0、1、e的反饋時延最大為。又設系統的狀態為每一個空閑時隙結束時刻等待重傳的分組數 n ，則相繼兩個狀態轉移的時間間隔為或1。定義在一個狀態轉移間隔內n的平均變化數為 Dn = E狀態轉移間隔內到達的分組數-Psucc =E狀態轉移間隔-Psucc 這里 E狀態轉移間隔 =P(時隙空閑)+(1+)（1-P(時隙空閑)）=+1 - P(時隙空閑)=+1- e-(1-qr)n

26、+1- e-e qr n 時隙空閑對應于間隔內無分組到達，以及n個等待重傳的節點沒有分組發送。時隙 CSMA 協議時隙 CSMA 協議分組成功傳輸的條件是：在內有一個分組到達且n個等待重傳的節點沒有分組發送，或在內沒有新分組到達但n個等待重傳的節點有一個分組傳輸。因此有：將Psucc和E狀態轉移間隔代入Dn表達式中，有：時隙 CSMA 協議當qr較小時,有(1-qr)n-1 (1-qr)n e-qrn，進而有 式中，g(n)=+qrn, 它反映的是在一個狀態轉移間隔內到達分組數和重傳分組數之和，即在一個狀態轉移間隔內試圖進行傳輸的平均分組數。時隙 CSMA 協議顯然，使Dn 為負的條件為上式中

27、分子為每個狀態轉移區間內平均成功傳輸的分組數，分母為平均狀態轉移區間的長度，兩者相除為單位時間內的平均離開率（即通過率） 典型隨機接入多址協議性能曲線穩定的時隙 CSMA 協議 穩定的時隙 CSMA 多址協議假定所有新進入系統的分組立即變成等待重傳的分組。設每個狀態轉移時刻的等待重傳分組數為n。n的估計值為 ，在每個空閑時隙結束時，每個等待重傳的分組獨立地以概率qr發送，qr是 的函數。穩定的時隙CSMA協議的基本出發點是根據n如何確定qr，使得 ，從而使通過量達到最大。給定n的條件下, 在當前時隙開始發送的平均分組數為g(n)=nqr，根據得穩定的時隙 CSMA協議在給定n 的一個估值 的情

28、況下, 其qr應這樣選擇: 式中取極小值是為了防止 較小時，導致 太大。更新 的規則如下:可以證明, 只要，則該算法是穩定的。 時隙空閑 成功傳輸 碰撞 有碰撞檢測的載波偵聽型多址協議（ CSMA/CD ） 前面討論的 CSMA 協議由于在發送之前進行載波監聽，所以減少了沖突的機會。但由于傳播時延的存在，沖突還是不可避免的。只要發生沖突，信道就被浪費一段時間。CSMA/CD比CSMA又增加了一個功能，這就是邊發送邊監聽。只要監聽到信道上發生了沖突，則沖突的節點就必須停止發送。這樣，信道就很快空閑下來，因而提高了信道的利用率。這種邊發送邊監聽的功能稱為沖突檢測。CSMA/CDCSMA/CD 的工

29、作過程如下：當一個節點有分組到達時，它首先偵聽信道，看信道是否空閑。如果信道空閑，則立即發送分組；如果信道忙，則連續偵聽信道，直至信道空閑后立即發送分組。該節點在發送分組的同時，監測信道秒，以便確定本節點的分組是否與其它節點發生碰撞。如果沒有發生碰撞，則該節點會無沖突地占用該總線，直至傳輸結束。如果發生碰撞，則該節點停止發送，隨機時延一段時間后重復上述過程。（在實際應用時，發送節點在檢測到碰撞以后，還要產生一個阻塞信號來阻塞信道，以防止其它節點沒有檢測到碰撞而繼續傳輸。）CSMA/CD總的來說，CSMA/CD 接入協議比 CSMA 多址接入協議的控制規則增加了如下三點： “邊發邊聽 ” “強化

30、干擾 ” “碰撞檢測窗口 ”CSMA/CD任一發送節點在發送數據幀期間要保持偵聽信道的碰撞情況。一旦檢測到碰撞發生，應立即中止發送，而不管目前正在發送的幀是否發完。保證盡快確知碰撞發生和盡早關閉碰撞發生后的無用發送，這有利于提高信道利用率邊發邊聽發送節點在檢測到碰撞并停止發送后，立即改為發送一小段“強化干擾信號”，以增強碰撞檢測效果。可以提高網絡中所有節點對于碰撞檢測的可信度，保證了分布式控制的一致性強化干擾任一發送節點若能完整的發完一個數據幀，則停頓一段時間（兩倍的最大傳播時延）并監聽信道情況。若在此期間未發生碰撞，則可認為該數據幀已經發送成功。此時間區間稱為“碰撞檢測窗口”。有利于提高一個

31、數據幀發送成功的可信度。如果接收節點在此窗口內發送應答幀（ACK 或NAK）的話，則可保證應答傳輸成功。碰撞檢測窗口為了簡化分析，首先假定一個局域網（LAN）工作在時隙狀態下，以每個分組傳輸的結束時刻作為參考點，將空閑信道分為若干個微時隙，用分組長度進行歸一化的微時隙的寬度為。所有節點都同步在微時隙的開始點進行傳輸。如果在一個微時隙開始點有分組發送，則經過一個微時隙后，所有節點都檢測到在該微時隙上是否發生碰撞。如果發生了碰撞，則立即停止發送。 CSMA/CD 協議的性能這里仍然用馬爾可夫鏈的方法分析。分析的方法與時隙 CSMA 協議相同。設網絡中有無窮多個節點，每一個空閑時隙結束時的等待重傳的分組數為 n ，每個等待重傳的節點在每一個空閑時隙后發送的概率為 qr。 CSMA/CD 協議的性能C