第3章-媒体访问控制技术教学课件.ppt

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1、第3章-媒体访问控制技术信息与控制工程研究所 张凤登张凤登第第3章章 媒体访问控制技术媒体访问控制技术 媒体访问控制（MAC）协议是实时通信网络的重要组成部分，也是节点共享网络媒体的基础。MAC的效率、确定性、优先级设置等直接影响网络的通信性能。3.1 概述概述1多用户的网络连接方法多用户的网络连接方法 每个用户独立地与网络连接。这种方法有时要消耗较多的通信资源。通过集中器与网络连接（见图3-1）。这时，每个用户有一个单独的到集中器的访问线路（通过单独使用的端口）。集中器按顺序不断扫描各端口，或采用中断技术接收用户发来的信息。通过一个公用信道或媒体，使所有用户能够访问网络。图3-2是一个多点线

2、路，许多用户通过同一公用信道与主机相连。在这种情况下，必须使各用户与主机的通信不要互相冲突和干扰。有时整个网络就是条总线（如图3-21），或一个环（如图3-23），而各用户平等地连接到网络上。在这种情况下，用户之间的通信显然需要有一个彼此都遵守的协议。2多路访问控制技术分类多路访问控制技术分类 媒体访问控制技术通过一个公用信道或媒体，使所有用户能够访问网络（即上述网络连接方法）。受受控控访访问问。用户访问网络不能是随意的，必须服从网络的控制。受控访问又可分为：集集中中控控制制方方式式。集中控制的代表是探询（polling）。如在图3-2的多点线路中，主机依照顺序逐个询问各用户有无信息发送。如有

3、，则被询问的用户就立即发给主机；如无，则轮到下一个用户。主机控制整个的轮询。分分散散控控制制方方式式。分散控制的例子是令牌环（图3-23）传送。环网中有一个特殊分组，叫做令牌。令牌沿环路从一个用户传到另一个用户。只有持有令牌的用户才有权发送信息。信息发完后，即将令牌传递给下一个用户。由此可见，在网络的控制下，连接到公用信道上的许多用户，可以有条不紊地工作。随随机机访访问问。用户可以根据自己的意愿随机地发送信息。第3章图3-21所示的总线网就属这种类型。当两个或更多的用户同时发送信息时，就产生了分组的冲突。因此必须找出解决分组冲突的办法。现在已经研究出了多种解决分组冲突的网络协议。随机访问实际上

4、也就是竞争访问。竞争胜利者可获得总线（通信信道），因而成功地发送信息。但竞争也会导致两败俱伤（发生冲突时），使分组发送失败。最早的随机访问实例是ALOHA系统。3.2 集中控制型受控访问方法集中控制型受控访问方法 3.21 轮叫探询的性能分析轮叫探询的性能分析 轮叫探询的网络拓扑如图3-3所示，它实际上是由N个节点连接而成的多点线路。主机轮流呼叫各节点，询问有无数据要传送。主机也可主动将数据发给各节点。由于当主机向各节点发送数据时，数据分组都带有各节点的地址，所以不会出现混乱现象（每个节点不接收发往其它节点的数据）。因此在这里不必讨论主机怎样向各节点发送数据，而是集中精力研究各节点怎样按顺序将

5、数据发往主机。轮叫探询的工作原理（见图3-4）。这里着重画出了节点1和2的情况。设t0时节点l刚把所存的分组发完。于是主机开始询问节点2，而节点1则变为等待状态。这时，到达节点1的分组将存放在缓冲区中。图中画出了缓冲区所存储的分组数随时间阶梯般地增长。分组的到达是随机的。当主机再次轮询到节点l时，节点1即开始以全速发送所存放的全部分组。用排队论的术语就是服务开始（图中这一时刻用大黑点表示）。为便于画图，这里设分组长度为定长，等于1/（bit）（采用1/是排队论中的习惯表示方法），线路容量为C（bps），因此每发送1个分组需时1/(C)（s）。节点l从开始发送分组到分组全部发完，共需时t1（s）

6、。显然，t1取决于缓冲区中存储的分组数，是随机变量。轮叫探询访问方法的时间分析：轮叫探询访问方法的时间分析：上图中，节点1发完数据并且经过一定的传播时间后，主机就向节点2发出探询分组。再经过一定的传播时间，探询分组到达节点2。节点2要识别这个探询分组（即根据探询分组的地址捕捉到这个探询分组），则又需要一些时间。上述这几种时间之总和即为2，它代表节点1把发送权转交给节点2所需的时间；2也称为行走时间（walk time）。这样，轮询全部节点一周所用的时间，就是各节点的发送时间ti与行走时间i的总和（见图3-5），我们将这个时间称为循环时间，并记为tc。即（3-1）由于i、ti都是随机变量，因而t

7、c也是随机变量。我们关心的是循环时间的平均值，以及一个分组平均要等待多长时间才能被发往主机。1.循环时间的平均值循环时间的平均值 设整个探询系统的行走时间L是各节点的行走时间的平均值之和：（3-2）将（3-1）式两端求平均值，得到循环时间的平均值：（3-3）这里i是节点i的通信量强度。i=i/(iC)节点i的分组平均到达率为i（pkt/s），分组的平均长度为1/i（bit），则在循环时间 内共有i 个分组到达节点i，因此节点i的服务时间的平均值 应为：（3-4）（3-5）将（3-4）式代入（3-3）式，得：（3-6）其中 式中，是整个探询系统的通信量强度。从（3-5）式可看出，要使整个探询系统

8、是稳定的，必须使1。2.分组的平均等待时间分组的平均等待时间 一个分组从到达节点起，到该节点开始发送这一分组时所经历的平均时间。如图3-6所示，等待时间W可以进一步分为两部分：W1，分组到达节点到该节点开始发送分组的时间；W2，从节点开始发送分组，到该分组移动到发送队列的最前头所需的时间。因为任何一个节点的平均发送时间是 /N，所以任何一个节点的平均空闲时间是（1/N）。显然，W1应为这个时间的一半，即：将（3-5）式代入上式，得 W2的计算稍麻烦一点，还须做些假定。（3-7）（3-8）设各节点的分组到达率为（pkt/s）。可以假设把整个探询系统换成另一个排队系统，其分组到达率是总到达率N。显

9、然，W2就是一个分组进入这样的排队系统的平均等待时间。若分组的到达服从泊松过程，则设分组长度（变量）为l，1/为分组的平均长度，则服务时间（即分组的发送时间）的方差应为：将（3-9）式代入（A35）式的右端第2项，并考虑到现在N/(C)，得 最后得出分组的平均等待时间为：服务时间的2阶矩 (服务时间的均值)2 （3-9）（3-10）（3-11）当分组为定长时，（3-11）式变为（3-12）当分组长度为指数分布时，（3-11）式变为（3-13）设主机向各节点发出的探询帧为定长，探询帧的发送时间tp亦为定长，每个节点识别探询分组平均需时间ts。再设各节点沿多点线路均匀分布，而主机到最远的节点N的单

10、程传播时间为，则不难证明，整个探询系统的行走时间L为（3-14）（412）和（413）式就是我们所要推导的分组延迟公式。现在剩下的问题就是探询系统的行走时间L的具体计算，见【例3-1】。3.22 传递探询的性能分析传递探询的性能分析 轮叫探询的探询分组不停地循环往返在多点线路上，并且形成了相当部分开销，增加了分组的等待延迟。为了克服这一缺点，可以采用传递探询的办法。传递探询的工作原理：主节点先向节点N发出探询分组，节点N在发送数据完毕时，或在告诉主节点暂时没有数据发送时，就将其相邻节点（即节点N1）的地址附上。我们应注意到现在节点1N1各有2条输入线。一条是接收主机发来的数据用的，另一条则用来

11、接收允许发送的信息。可以看出，当节点N向主机发送信息时，节点lN1都可检测到线路上有数据在传送。但这些数据的地址并非指向节点1N1，所以这些节点都不去接收线路上的数据。但在最后，节点N1检测到自己的地址，知道节点N把发送权转移到自己这方面来了。于是它就开始向主机发送数据。以后的情况都是类似的。当节点1发完数据时，就将主机的地址附上。当发送权重新回到主机手中时，一个循环就结束了。下一个循环开始时，主机再向节点N发出探询。在传递探询的情况下，除了系统的行走时间L外，其余的计算公式应当都是相同的。从上述的工作原理可看出，在公式（3-14）中，右端第1项可以取消（严格说来应变为tp），而第3项应改为2

12、。于是（3-15）根据公式（3-13）、（3-14）和（3-15）以及实例计算结果，很容易得出以下的结论：传递探询的分组延迟总是小于同样条件下的轮叫探询的延迟。节点间的距离越大，传递探询的效果越好。节点间距离较小且通信量强度较大时，传递探询带来的好处就不太明显。传递探询系统虽然具有比轮叫探询更短的分组等待延迟，但由于实现技术比较复杂，代价也高些，因此在目前实用的探询系统中，主要还是使用轮叫探询。3.3 ALOHA随机访问方法随机访问方法 探询技术这种多路访问方式的缺点是：当网络的通信量较小时，探询系统的工作效率较低，因为探询信息不停地在线路上传来传去，即使节点基本上没有数据可发送，也是如此。节

13、点可以自由地发送数据吗？1工作原理工作原理 ALOHA网络的通用结构如图3-8所示。这个结构既可代表总线式网络，也可以代表无线信道的情况。3.31 纯纯ALOHA 纯ALOHA媒体访问技术是70年代初期由美国夏威夷大学试验成功的。其目的是为了使地理上分散的用户通过无线电来使用中心计算机。由于无线信道相当于一个公用媒体，一个用户发送的信息可以被许多用户同时收到，而每个用户又是随机发送的，因此这是个随机访问系统。他们早期研制的系统称为ALOHA，是Additive Link On-line HAwaii system的缩写，而ALOHA恰好又是夏威夷方言的“你好”。在ALOHA系统出现以后，很多性

14、能更完善的协议也相继问世。例如，一种改进的随机访问协议，称为载波监听多路访问/冲突检测，简称为CSMA/CD，现已成为总线式局域网的标准协议。ALOHA系统的工作原理图3-9表示 每一个节点均自由地发送分组，分组长度用分组发送所需时间T0表示，设所有的节点发送的分组都是定长的。当节点1发送第1个分组时，其它节点都没有发送分组，所以这个分组必定发送成功（这里不考虑由信道不良产生的误码），但随后节点2和节点N1发送的分组有一部分在时间上重叠了，这就是以前提到的“冲突”。当任何一个节点发现发出的分组与其他节点的分组相冲突时，不能马上重发，因为这样会继续冲突下去。可以使冲突的分组先退避，即各自延迟一段

15、随机的时间，然后再重发。如再发生冲突，则继续退避，直到发送成功为止。2性能分析性能分析 这里主要分析纯ALOHA的吞吐量和平均延迟。从图3-l0可看出，一个分组如欲发送成功，必须使在该分组发送时刻之前和之后各一段时间T0内（一共2T0的时间间隔），没有其他分组的发送。否则，必产生冲突而导致发送失败。分组发送成功的条件：在分组之前和之后的到达时间间隔必须都大于T0。从图3-10可看出，若分组4要发送成功，分组3和分组4的间隔要大于T0，分组4和分组5的间隔也要大于T0。为便于分析，我们把图3-9改画成具有同一时间轴的图3-10，并把每个分组开始发送的时间用一垂直向上的箭头表示（请和图3-9对照起

16、来看）。设分组的到达（包括重发分组）服从泊松分布。在有关ALOHA系统的分析中，一般用到下述两个归一化的参数：吞吐量S（又称吞吐率）在分组发送时间T0内成功发送的平均分组数。显然，0S1。网络负载G 从网络的角度看，在T0内总共发送的平均分组数。这里包括发送成功的和因冲突发送失败而需要重发的分组。显然，GS，而只有在不发生冲突时，G才等于S。还应注意到，G可以远大于1。吞吐量：吞吐量：在稳定状态下，吞吐量S与网络负载G的关系为：S GP()（3-16）这里的意义是发送成功，P()是一个分组发送成功的概率。将这个结果代入（3-17）式，得出一个分组发送成功的概率为：P()e2G（3-20）代入（

17、3-16）式，得出最后的吞吐量公式：S Ge2G（3-21）用表示连续两个到达间隔，表示到达间隔，因此，P()P(T0)P(T0)2（3-17）到达间隔时间的概率密度见附录A的（A18）式，即(t)=et（3-18）其中，是平均到达率。很明显，现在G/T0。于是可以求出：（3-19）用求极值的方法可得（图3-11）：当G0.5时，S0.5e1 0.184，这是S的极大值；当G0.5时，S下降。分组的延迟：分组的延迟：设发完一个分组后要经过RT0才能收到确认信息或由超时定时器决定重发。重发需时T0。但也可能延迟一段时间再重发，结果（图3-12）：T0RT0T0 重发完毕时所需的时间 T0RT0K

18、T0 K为正整数。若一个分组平均重发NR次才能发送成功，则发送一个分组总共所需的平均时间D为：（3-22）平均重发次数显然与K有关：K越小，分组再次冲突的机会就越多，因而重发次数也增多。K越大，分组再次冲突的机会就越少，因而重发次数也减少。若K值变得很大，则NR将不再与K有关。这样可得出：G/S=1NR （3-23）或由（3-21）式，得出 NR=e2G1 （3-24）3.32 时隙时隙ALOHA 为了提高随机访问系统的吞吐量，可以将所有各节点都同步起来，并且将时间划分为一段段等长的时隙（slot）T0，同时规定，不论分组何时到达节点，它只能在每个时隙开始时才发送出去。1工作原理工作原理2性能

19、分析性能分析 假如有一个分组在某个时隙开始之前Tx秒到达（Tx1的部分。S-ALOHA的分组平均传输时间的计算方法与纯ALOHA的相似。只是要注意，从每个分组到达节点到下一个时隙的到来，平均要等候T0/2，因此要在式（3-22）右端两个地方分别加上0.5，即D/T01.5RNR R0.5(K+1)/2（3-27）这里NR是分组的平均重发次数。当K很大时，NR与K无关，很容易求出这时有：NR eG1（3-28）若K不是很大，NR将与K有关，计算非常复杂，这里从略。有限节点的吞吐量公式：有限节点的吞吐量公式：前面两种ALOHA吞吐量公式的推导，都是假定节点数目很大（理论上应为无穷大）而每一个节点发

20、送分组的概率很小（理论上应趋向于零），因为只有在这个条件下，各节点随机地发送分组的总的效应，才相当于泊松过程。然而实际上节点的数目总是有限的。这样就产生一个问题，对于有限的节点，如使用前面推导的公式，究竟会带来多少的误差。假设共有N个节点，各节点独立地随机发送分组，一个时隙的长度正好可以发送一个分组。设Si为节点i成功发送一个分组的概率。于是，1Si为节点i没有发送成功（发送失败或根本没有发送）的概率。再设Gi和1Gi分别为节点i发送和不发送一个分组的概率。显然，对所有i，有 Si Gi 由于各节点发送分组是独立的，所以（3-29）现在再设各节点的统计特性都相同，即SiS/N和GiG/N，而S

21、和G分别为整个系统的吞吐量和网络负载，则（3-29）式可化为S G(1G/N)N1（3-30）这就是有限节点的ALOHA系统的吞吐量公式。利用公式 ，式（3-30）在N时变为（3-31）这正是前面导出的式（3-26）。对（3-30）式的S求极值。当G1时，S达到极大值 Smax(11/N)N1（3-32）在利用上式求取Smax值时，我们发现，随着节点数目N的增多，Smax值逐步下降，当节点数N大于20后，Smax值逐步稳定在0.37上。因此，只要有20个节点（或更多）就可以利用无穷多节点的结构模型所得出的各种结论与公式。当N时，下式成立。（3-33）3.4 CSMA随机访问方法随机访问方法 C

22、SMA协议是在ALOHA协议的基础上提出的。它与ALOHA的主要区别就是多了一个载波监听装置，这种装置提供的功能通常称为发送前监听。3.41 CSMA原理和基本类型原理和基本类型 在流程图中有一个虚线方框，这是为时隙（slotted）非持续CSMA而添上去的，因为采用分时隙的随机访问协议，要求只能在每个时隙开始时发送分组。如用一般的非持续CSMA，则跳过此虚线方框。图3-17右边画了3个粗线条方框，表示3种载波监听信息使用方法。若分别用这3个方框中的一个去替换左边的载波监听策略方框，则可得到几种不同的协议，即ALOHA、非持续CSMA和持续CSMA。1非持续非持续CSMA 当一个分组到达节点准

23、备发送时，该节点即开始监听信道。“非持续”的意思就是一旦监听到信道忙（即有其他节点在发送），就不再坚持监听下去，而是根据协议的算法延迟一个随机的时间重新再监听。若进行载波监听时发现信道空闲，则发送分组。信号在信道上的传输速度是有限的，所以载波监听并不能完全消除冲突。例如，图3-18画的是局域网上的两个节点A和B。2持续持续CSMA 持续CSMA的特点是在监听到信道忙时，仍坚持听下去，一直坚持听到信道空闲为止。这时又可以采取两种不同的策略:听到信道空闲就立即发送分组。这种策略的出发点是抓紧一切有利时机发送数据。但如果有两个或更多的节点同时在监听信道，则一旦信道空闲就必然使这些同时发送的分组互相冲

24、突，反而不利于吞吐量的提高。这种策略称为1持续CSMA，因为这种策略在监听到信道空闲时，以概率p1发送分组。当听到信道空闲时，就以概率p发送分组，而以概率（1p）延迟一个时间（端到端的传播延迟），重新监听信道。这样的策略称之为p持续CSMA。3.42 时隙非持续时隙非持续CSMA的性能分析的性能分析 在进行时隙非持续CSMA的定量分析时，需要做出如下的一些假定:根据上述假定，只要有一个分组在发送，信道被占用的时间（又称为占用期）都是T0+，见图3-19，其中，A和B代表总线上的任意两个节点。用户数量为无限大，无论是新产生分组的到达或是冲突后延迟一段时间的重发到达，都是泊松过程。为总线上最大的端

25、到端单程延迟，而任意两个节点之间的传播延迟和时隙长度均为。分组都是定长的，其发送时间为T0，T0是的整数倍。ACK分组长度可忽略。任何时刻，每个节点至多只有一个分组处于准备发送的状态(包括重发的分组)。只有冲突才会引起传输的差错。载波监听是在瞬间完成的。时隙非持续时隙非持续CSMA的工作原理：的工作原理：在CSMA的分析中，那是将占用期的长度记为B，将空闲期的长度记为I，而将一个周期内成功发送分组的时间记为U。这样，系统的吞吐量就是：在监听到信道占用时，不坚持再监听下去，而是分别按照规定的算法各自延迟一个随机时间以后再发送。信道的占用期一结束，就进入信道的空闲期，直到下一个时隙有分组发送时，空

26、闲期结束，一个新的占用期又开始。整个信道就这样交替地分为占用期和空闲期，而一个占用期加上一个空闲期构成一个周期。式中，B、I和U之上的短划线表示平均值。（3-34）分析可得：（3-48）式中，/T0，不难算出，当0时，有 SG/(1+G)（3-49）图3-21画出了1、0.1、0.01和0时的吞吐量曲线。图3-22给出了在0.01时的1持续、非持续CSMA（时隙和非时隙的）的S-G曲线。3.43 CSMA/CD工作原理工作原理 CSMA由于在发送分组之前进行载波监听，所以减少了冲突的机会。但由于传播延时的存在，冲突还是不可避免的。只要发生冲突，信道就被浪费时间T0+。CSMA/CD比CSMA增

27、加了一个功能，这就是边发送边监听。只要监听到发生冲突，则冲突的双方都停止发送。这样，信道很快地进入空闲期，因而提高了信道的利用率。这种边发送边监听的功能称为冲突检测。退避算法：计算重发分组所要延迟的时间。如“截断二进制指数型”。CSMA/CD的流程图及产生冲突的时间如图3-23、图3-24所示。3.44 CSMA/CD性能分析性能分析 1吞吐量计算吞吐量计算 与CSMA的性能分析相似，可以利用（3-34）式来计算CSMA/CD的吞吐量。分析可得非持续CSMA/CD的吞吐量：（3-48）式中，=Tj/，Tj为强化冲突的干扰信号持续时间,其它几种类型的CSMA/CD，其吞吐量公式的推导方法大同小异

28、，这里不再逐一讨论。2CSMA/CD、CSMA和和ALOHA的比较的比较 3网络最大吞吐量网络最大吞吐量 网络最大吞吐量与的关系。为了简化推导，我们设竞争期为2（即公式（3-51）中的Z、Tj均为零），这是竞争期的最小值。这样，一个分组从开始发送，经冲突重发数次，到发送成功且信道转为无信号时为止，共需如图3-27所示的时间tV。由此求出网络的归一化吞吐量为：（3-70）从（3-70）式可看出，若设法使A为最大，则可获得最大吞吐量。将（3-67）式对p求极大值，得出当p1/N时可使A等于其极大值Amax：Amax(11/N)N1 （3-71）当N时，Amaxe10.368。设总线上共有N个节点，

29、每个节点发送分组的概率为p。若A代表某个节点发送成功的概率，则 AP某个节点发送成功Np(1p)N1（3-67）3.5 物理环访问方法物理环访问方法 3.51令牌环访问方法令牌环访问方法 在令牌环工作方法中，节点沿着物理环分布，通过接口与环相接，使用令牌控制环路的访问，所有的信号都经由给定路径绕环从一个工作节点传送到另一个工作节点，典型令牌环结构见图3-29。这种令牌环的工作机理与前面第2节讨论的集中探询法密切相关。令牌环控制技术最早于1969年在贝尔实验室研制的Newhall环上采用，IEEE将其作为局域网媒体访问方法的一个标准，即IEEE802.5标准。该标准是在IBM令牌环基础上修改形成

30、的。任何欲发送的节点，必须等待令牌传递至它的节点接口。然后，它将令牌位模式中最后一位反转，本例中由0反转为1，即把“11111110”改为“11111111”。并随后发送数据帧，帧长无限制。为区分由此产生的前后两种位模式，把前者称为“空令牌”，后者为“忙令牌”。只有空令牌才真的是发送权标志，忙令牌则表示该发送权已被占用，它指出其后面跟有数据帧。3.6 令牌总线访问方法令牌总线访问方法 在环网中，各节点依次按照在环中的排列顺序发送数据帧，其最长等待时间是可知的。但是环网一旦环断开，整个网络就会陷入瘫痪。在保留环网优点的基础上，IEEE制订了802.4标准，即令牌总线网络。令牌总线网络既有随机访问

31、网络广播通信的可靠性，又保留了环网中能够确定最长等待时间的优点。3.61令牌总线原理令牌总线原理 基本思想基本思想：令牌绕逻辑环传送，只有令牌持有者才能发送帧，任何时候只有一个节点可以发送令牌，因此不会产生冲突。在物理上令牌总线是一根电缆，在电缆上连接各个节点；在逻辑上，工作节点构成一个逻辑环网络，而不是物理上的环型网络，并且环的次序与节点的物理位置无关。当令牌工作在正常状态时，逻辑环在网络初始化时已经建立起来，它确立了令牌传递次序。3.62令牌总线访问方法性能分析令牌总线访问方法性能分析 假设数据分组到达每个工作节点的过程为泊松过程，平均到达速率为，端到端的传播延迟为。再假定每个工作节点的服

32、务均为穷举服务，也就是说，当一个工作节点得到令牌后，在其缓冲器中排队的所有报文都发送完之前，不会释放该令牌，这样，工作节点的令牌等待时间即没有上限，则吞吐量S为：基于各工作节点中的服务是穷举服务这一假设，得出了上述公式。然而，通常情况下，网络管理员可以为每个工作节点分配一个最大令牌保持时间。设每个工作节点的保持时间都为TTH），则最大吞吐量可表示为 其中，N为总线上的工作节点数，为一个数据帧的平均长度，C为信道的位速率。式中，Tt为传输令牌的平均时间（Xt/C），/3为逻辑环中两个相邻工作节点之间的平均传播延迟时间。（3-79）（3-83）3.63两种总线型访问方法的比较两种总线型访问方法的比

33、较 这里将根据最大吞吐量Smax，对其中两种主要方法CSMA/CD法和令牌传递法进行一般性的比较，帮助读者更好地了解它们各自的特点。对于令牌总线，假如每个工作节点都使用穷举服务，且不允许工作节点进入或退出逻辑令牌环，则得到的信道利用率实际上接近于1。对于CSMA/CD，则信道的最大利用率主要取决于数据分组长度、数据速率和总线长度之间的关系。如前所述，使用时隙1-持续CSMA/CD访问协议时，可以推导出最大利用率Smax的表示式为：（3-84）式中，。Smax和之间的关系图：（3-83）信道利用率通常都是直接根据最大吞吐量测得的，它是衡量两种访问方法的一个主要方面，而最大吞吐量等于网络中最大平均稳态数据速率除以信道位速率。信道的最大有效数据速率C*可表示为：不同的 /值时的C*与C关系，如图3-40所示。（3-86）