通信網(wǎng)絡基礎(chǔ)答案

1、1.1答：通信網(wǎng)絡由子網(wǎng)和終端構(gòu)成（物理傳輸鏈路和鏈路的匯聚點）I,常用的通 信網(wǎng)絡有ATM網(wǎng)絡，X.25分組數(shù)據(jù)網(wǎng)絡，PSTN，ISDN，移動通信網(wǎng)等。1.2答：通信鏈路包括接入鏈路和網(wǎng)絡鏈路。接入鏈路有：（1）Modem鏈路，利用PSTN電話線路，在用戶和網(wǎng)絡側(cè) 分別添加Modem設(shè)備來實現(xiàn)數(shù)據(jù)傳輸，速率為300b/s和56kb/s；（ 2）xDSL 鏈路，通過數(shù)字技術(shù)，對PSTN端局到用戶終端之間的用戶線路進行改造而 成的數(shù)字用戶線DSL，x表示不同的傳輸方案；（3）ISDN，利用PSTN實 現(xiàn)數(shù)據(jù)傳輸，提供兩個基本信道：B信道（64kb/s）, D信道（16kb/s或64kb/s）;（

2、4）數(shù)字蜂窩移動通信鏈路，十幾kb/s2Mb/s； （5）以太網(wǎng)，雙絞線峰值 速率 10Mb/s,100Mb/s。網(wǎng)絡鏈路有：（1） X.25提供48kb/s，56kb/s或64kb/s的傳輸速率，采 用分組交換，以虛電路形式向用戶提供傳輸鏈路；（2）幀中繼，吞吐量大，速率為64kb/s ，2.048Mb/s ； （3） SDH（同步數(shù)字系列），具有標準化的結(jié) 構(gòu)等級STM-N （4）光波分復用 WDM在一根光纖中能同時傳輸多個波長的 光信號。1.3答：分組交換網(wǎng)中，將消息分成許多較短的，格式化的分組進行傳輸和交換， 每一個分組由若干比特組成一個比特串，每個分組都包括一個附加的分組 頭，分組頭

3、指明該分組的目的節(jié)點及其它網(wǎng)絡控制信息。每個網(wǎng)絡節(jié)點采用存儲轉(zhuǎn)發(fā)的方式來實現(xiàn)分組的交換。1.4答：虛電路是分組傳輸中兩種基本的選擇路由的方式之一。在一個會話過程 開始時，確定一條源節(jié)點到目的節(jié)點的邏輯通路，在實際分組傳輸時才占用物理鏈路，無分組傳輸時不占用物理鏈路，此時物理鏈路可用于其它用戶分 組的傳輸。會話過程中的所有分組都沿此邏輯通道進行。而傳統(tǒng)電話交換網(wǎng)PSTN中物理鏈路始終存在，無論有無數(shù)據(jù)傳輸。1.5答：差別：ATM信元采用全網(wǎng)統(tǒng)一的固定長度的信元進行傳輸和交換，長度 和格式固定，可用硬件電路處理，縮短了處理時間。為支持不同類型的業(yè)務， ATM網(wǎng)絡提供四種類別的服務：A,B,C,D類

4、，采用五種適配方法：AAL1AAL5, 形成協(xié)議數(shù)據(jù)單元CS-PDU再將CS-PDI分成信元，再傳輸。1.7答：OSI模型七個層次為：應用層，表示層，會話層，運輸層，網(wǎng)絡層，數(shù) 據(jù)鏈路層，物理層。TCP/IP五個相對獨立的層次為：應用層，運輸層，互 聯(lián)網(wǎng)層，網(wǎng)絡接入層，物理層。它們的對應關(guān)系如下：OSI模型TCP/IP參考模型應用層應用層表示層會話層運輸層運輸層網(wǎng)絡層互連網(wǎng)層數(shù)據(jù)鏈路層.網(wǎng)絡接入層物理層硬件L1.10 解:X t = 2cos 2 二t YX 1 =2co2： Y =2coYX(1)20P1/21/211E X 120=122X t1 =X 0 =2cosYX t2 = X 1

5、 =2cos 2二 Y = 2cosYE X t1 X t - E X 0 X - El2coSY 2cosY I - 4E bos2 Y 1=4 1-+0 = 2 2 2丿EX(t)2二 A2 - c o 2wct wc 2 r c owc 】-1A22c o wc=Rx 0 2 +oC1.11 解：A 二mX t 二 E X t 心A cos wct J f dcos wctd - 0RX t,t：%i=EX tXt Acowct v AcoWc t f 二顯然，X t的均值為常數(shù)，相關(guān)函數(shù)僅與時差有關(guān)，且為二階矩過程，所以該隨機過程是廣義平穩(wěn)的。/ L1 TX t =lim丁 A cos

6、 Wct r dt =l.A= l.i.mcosco wctdtt- 2T工ATlJ_m齊 J(coswctcos日-sin Wctsin日)dt ,.Aco s s i wcT小=l .i .m0twcT.(A2 T.(X(t X(t ) =1 翌亓.coswct 十日 JcosWc(t 十已)中日 dt = l.i.mAcos2wct wc2二 coswc dtt：4T tc cc=1 A2 coswc故X t的均值和相關(guān)函數(shù)都具有各態(tài)歷經(jīng)性， X t是各態(tài)歷經(jīng)過程。1.12解：定義：稱計數(shù)過程、Nt,t0 是參數(shù)為? 0的Poisso n過程，如果:(1) N 0=0 ; (2)Nt,t

7、_Ol是平穩(wěn)的獨立增量過程;(3) -1 _0 , N t服從參數(shù)為t的Poisson分布,P N t =k - e k!k =0,1,2;kot)000t)k匯其航廠八 ke = t e心k!心k-1!=九 t e Dn t 二 DN t I - eN2 t LeN t 2EN tk 心k!t- 0EN2 t=eN t N t -1 N t I - EN t N t -d E-N t 1 :k I斗et=宀八 =(M f e+ U =(扎t f + ktCO心k2!十Dn t = t 2 t - t 2 二 t不妨設(shè)smt，則RN s,t 二 E N s N t EN s - N 0 N t

8、 -N s N s 1=EIN s - N 0 N t -Ns 1eN2s】-E N s E I N t -Ns 快:;D N s 丨 E N si2s ，t - ，s ，s ，2s222= ststmin s,tRn (s, t )二 &2st + 扎 min (s, t)1.13解：由；N t ,t 一0?是強度為的poisson過程及題設(shè)知，2 t ,t 一 0和：Z t ,t -0f是一零初值的平穩(wěn)的獨立增量過程。又-t 0，QOP Y t =k 八 P N t =i P Yt =k N t =ii=01 e_Gkpk1 p_ =豆丄 i i!k!i i -k ! pt * 十T- 1

9、 - p t ek! m m!k!k =0,1,2即-t 0，Y t pt ,故Yt,t0：是強度為 p的 poisson 過程qQp(z(t )=k )=送 P(N(t )=i P(Z(t )=k N(t )=i )iiki k上丄 e-Cpf it e-Y 亠i 士 i!k!y ik!kT -Pt eek!k!-匸亠 k= 0,1,2m m!k!(1)P(N(4)=0)=e 覘(2)定理：設(shè):Nt,t丄0/是參數(shù)為/ 4 ，0的Poisson分布,；n, n = 1,2, f是其到達時間序列，則-n n =1,2服從丨分布，即.n的概率密度函數(shù)為:t _0t : 0-e即-10，Z t 八

10、 1 - p t ,故:Z t ,t - 0是強度為 1 - p 的 poisson 過程。1.14 解:k = 0,1,2,F1=1-e4/91.15解：知道過程現(xiàn)在的條件下，其“將來”的分布不依賴于“過去” 狀態(tài)轉(zhuǎn)移圖如下：4/914/91/9C O G)1/94/91步轉(zhuǎn)移概率矩陣如下:1.16 解:01/90PrimDijkstra :4/94/9004/94/91001/90QOaOKruskal:ooQ2.1答：有三種，分別是面向字符，面向比特，采用長度計數(shù)的組幀技術(shù)，其中 采用長度計數(shù)的組幀方式開銷最小。2.2 答：接收字符串為：CO CO 10 36 87 DB DC DB D

11、C DC DD DB DD CO 7C 8DDC DB DC C0恢復為：10 36 87 C0 C0 DC DD DB . 7C 8D DC C02.3 答：插入后：011011111 0 0011111 0 101011111 0 11111 0 01111010恢復：01111110 1111卜0 110011111 0 011111 0 11111 0 1100 01111110 FlagFlag1011111-02.4答：在接收端，收到015后，如果下一位是“ 0”就將該“ 0”刪去，如果 是“1”，就表示一幀結(jié)束。按此規(guī)則：011 011111-0 111111 011111 01

12、 0111111055015015Flag2.5 答:S1S2S3C1C2C3C4校驗規(guī)則1001011C1=S1 S2 S301011010011110C2=S2 S311001101010101C3 S311110000000000C4=3 s20110011該碼的最小距離為42.6解：D4S D 二 D4 D3 D 1 二 D7 D5 D4 = D3 D4 D2 D 1 D3“D3D4 D2 D 1 D7 0D6 D5 D4 0D3D7 0D6 D5 D4 D3D2.7證明:d4s dg D余數(shù)為D(1)i L已知 C( !(D )=Remainder Ig(D)=Rema in der

13、g(DLK_J一個任意的數(shù)據(jù)多項式 S D二SkDK Sk/DK 3D1 So八，SiD二 Re mainderKJ送 SiDi7ID)i =9C(D )= Remainder |S(D，D 其CRC多項式g(D)一K J八SiC i Di衛(wèi)已Di4L二 Re ma in der Si怙g(D)k a(2) 將 CD )=cQdl+ +C* D +cf 代入到 C(D ) = SjCD )中，得i=0K 4C D 八 Sj ClIdl，C1i D Coi 1i =0KK 4K dKJ八 SiCLijDLJ亠一 SiC1i D v SiCoii =0i =0i =0i =0又有 C D 1=Cl

14、4Dl，ClqD CD C02.80 j : LK 4對應可得Cj 八 sicjii =0在這種情況下，由于時延的影響，分組B出錯卻導致分組 C重發(fā)，最終分組 B丟失。2.9證：根據(jù)停等式ARQ協(xié)議，當序號采用模2表示時仍可正常運行。描述如 下：發(fā)端A : (1)置SN = 0; (2)若從高層接收到一個分組，則將 SN指配給該 分組，若沒有分組則等待；(3)將第SN個分組裝入物理幀中 發(fā)送給接收節(jié)點B; (4)若從B接收到RNM SN則將SN模2 加1,返回(2),若在規(guī)定時間內(nèi)，并未收到B的RNM SN的應 答，則返回(3)。收端B: (1)置RN= 0; (2)無論何時從A端收到一個SN

15、=RN勺分組，將該 分組傳送給高層，并將RN模2加1; (3)在接收到分組的規(guī)定 有限時長內(nèi)將RN放入一幀的RN域發(fā)送給A,返回(2)。2.10解：設(shè)任意一個分組平均需要發(fā)送 N次才能成功，而一個分組發(fā)送i次成功 的概率為T 1 - T ，從而有成功發(fā)送一個分組所需要的時間為 NTr，故maxNTrTr2.11與課本上圖2- 11的a，c圖基本相同，只需將“32001282.13 答: Tpy - 0.05 sta c k3 - 0.02 s6恥1064沢10B名字交換。= 0.015 s(1)820104 個Tp Tack 2(2)820Tp Tack 2-6119 個(3) 當節(jié)點連續(xù)發(fā)送

16、時，可以發(fā)送的幀最多820a. 16400幀 0.082s后可收到應答；0.05820b. 15769幀0.0132s后可收到應答。0.0522.14答：停等式ARQ返回n-ARQU max1 p1 +2 ”1 - PU1+(n -1)Pn(1 - P )(1+2a【1+( n-1p)n _ 1 2：n ： 12-選擇重傳ARQARPANET ARQ仁PU 二 n 1 -P121 -PU 二81-P128：1 2 即:這里：有關(guān)。盤，所以U與誤幀率及信道傳播時延與數(shù)據(jù)幀的傳輸時延的比值-2:時,1-P1 -PU =與U 均小于1-P ；12：1 n -1 P當 n ： 11212：1 n -1

17、 P 12：所以，當n和8均大于1+ 2時，選擇重傳式 ARQ和ARPANET ARQ鏈路 利用率都最高，當n 8時選擇重傳式ARQ鏈路利用率高，當n：8時， ARPANET ARQ鏈路利用率高。2.18答：(1)在沒有發(fā)生任何差錯的情況下如下圖所示：UPtDOWNhPISCTACKI- .UpFACKDDOWN在各種可能的差錯下:DOWNDISCACKDI| DISCIackdACKDtdiscTACKD可見，不論發(fā)生哪一種差錯，每個節(jié)點最終都會認為鏈路處于(2)有兩種可能情況DOWNDOWN狀態(tài)。DOWNUPtACKDUP1NT i4*ACKIUP|n， 可以認為分組交付給目的地的速率最快

18、為1/2T分組/秒。2.21答：(1)采用收數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)發(fā)發(fā)確認的機制，假定 B做完第二件事即轉(zhuǎn)發(fā)后 出現(xiàn)故障，則A由于沒有收到B發(fā)回的確認，在定時器溢出后將重發(fā)上一分組， B將這個分組作為新分組轉(zhuǎn)發(fā)給 C,但C已在B出故障那次收到了該分組。因 此，造成C接收重復分組。(2)采用收數(shù)據(jù)-發(fā)確認-轉(zhuǎn)發(fā)的機制，假定 B做完第二件事即發(fā)確認后出現(xiàn) 故障，則B不會向C轉(zhuǎn)發(fā)該分組。而實際上 A又收到了 B發(fā)回的確認，所以A 繼續(xù)發(fā)送下一分組。由此造成 C丟失B故障前的那個分組。只有采用端到端的發(fā)確認消息的方法，在AC之間建立起一對SN,RN(在運輸層，參看課本P77）,才能保證在任何情況下數(shù)據(jù)都能從 A經(jīng)B正

19、確無誤地交付到C。 在第一種情況下，即使 A重發(fā)B故障前那一分組，C收到后也能根據(jù)AC之間的SN,RN辨認出這一重復分組而將其丟棄。在第二種情況下，只要 A沒有收到 C對B故障前那一分組的確認，就會重復發(fā)送這一分組，直到收到 C對這一數(shù) 據(jù)的確認。2.23解：設(shè)窗口為n kb,則吞吐量為120Td 2Tpn2562 0.128解出窗口為n拓582.24答：經(jīng)六次變化后窗口為11KBBF度長口窗塞擁2.25答：網(wǎng)絡層和數(shù)據(jù)鏈路層差錯控制的主要差別在于：a使用的位置不同。數(shù)據(jù)鏈路層的差錯控制是用于一條物理鏈路的兩端， 而網(wǎng)絡層的差錯控制是用于網(wǎng)絡中的任意兩節(jié)點之間。通常網(wǎng)絡中的任意兩個節(jié) 點之間的

20、傳輸路徑會由多條鏈路串聯(lián)而成。b. 分組編號的方式不同。在網(wǎng)絡層是對一個sessi on中的分組（或者字節(jié)，或者消息）進行統(tǒng)一編號。而在鏈路層上是對不同session中所有分組進行順序編號。c. 傳輸順序的差別。在鏈路層，所有的幀都是按順序傳輸?shù)?；而在網(wǎng)絡層中，相同源和目的節(jié)點的分組可能會經(jīng)過不同的路徑，分組的傳輸可能會出現(xiàn)亂序現(xiàn)象。d. 時延不同。在鏈路層，傳輸時延（包括傳播時延、處理時延、幀傳輸?shù)?時延）在小范圍內(nèi)變化；而在網(wǎng)絡層，傳輸時延會在大范圍內(nèi)變化。當然在鏈路層和網(wǎng)絡層，傳輸時延會在大范圍內(nèi)變化。2.26答：在差錯控制時，ARQ協(xié)議用于保證分組的正確傳輸，它側(cè)重于分組的 內(nèi)容；在流

21、控時，ARQ用于減緩網(wǎng)絡中分組的發(fā)送速度，側(cè)重于網(wǎng)絡的狀 態(tài)。3.1解：顧客到達率為 =5人/分鐘平均每個顧客的服務時間為 T = 5+ 0.5 20 0.5 0 =15分鐘3.2解：節(jié)點3處理一個文件結(jié)束后才會再向節(jié)點1或2請求另一個文件，說明 節(jié)點3處沒有排隊，任何時刻都最多只有一個文件在接收服務。根據(jù)little定理，應有 i Ri Pi 2 R2 F2 15 1oO t 3.3解：T =5 e 30dte 30dt 30 =60.394minb 30怎 303.5解：(1)10個相等容量的時分復用系統(tǒng)：對于一個session而言，平均服務時間為 丄二聲，分組到達率為卩5如035,=型分

22、組/秒。60 2在系統(tǒng)中的平均分組數(shù)為：N絲 =1丄 5-5/2根據(jù)little定理，得分組的平均時延為： N12Ts人 5/25N q =，W =隊列中的平均分組數(shù)為:統(tǒng)計復用：L廠5T =X2(2 1、-I55丿平均服務時間為1 1000 1 ”, ”Qo OJ 50 1050分組到達率為150 =10 -50 =25分組 / 秒604=150-251s25Nq=25125 50丿 2(2)時分復用:平均服務時間為亠晉十，分組到達率為250扎=25二25分組/秒。60625/6N56N =5T =s4 扎5 -25/625/65對于分組到達率為250分組/分鐘的session1Nq=*W

23、= k 下一一LL JR對于分組到達率為50分組/分鐘的session平均服務時間為 丄二，卩5疋1035分組到達率為一齊5分組/秒T n1/56I -s5/625“ 九 5/61N =5-5/65丄30-1| J1 - 56 一25X5 一 6-/ 1Nq = 7_W =& T Qk統(tǒng)計復用：平均服務1000350 10分組到達率為5025555 =25分組/秒2550 -25-125=25125 50 丿 23.7解：離散型M/M/1系統(tǒng)可用與連續(xù)型M/M/1系統(tǒng)類似的馬爾可夫鏈描述參照課本上90頁圖3-4。區(qū)別在于轉(zhuǎn)移概率為，以及1-%-丄，沒有時 間因子：。計算所得全局平衡方程與連續(xù)時

24、相同，系統(tǒng)穩(wěn)態(tài)概率分布也完全一樣3.13證明：設(shè)第i個用戶到達系統(tǒng)時，第I個用戶正在接收服務，其剩余服務時間為Ri，此時等待隊列中有Ni個用戶設(shè)第k個用戶的服務時間為Xk，用戶i的等待時間為:i VWi =Ri +Ni個用戶的服務時間=R + E Xkk =-Ni求平均 Wi =erJ+E瓦 Xk=ER+X eWJ丄k三一令 i ,W Tim.Wi，有 1 1W=R X Nq =R 匚 Nq =R ：W=R W假定系統(tǒng)有穩(wěn)態(tài)解，且具有各態(tài)歷經(jīng)性，則剩余服務時間r .可用下圖表示:在0,t區(qū)間平均剩余服務時間為:1 12卩2 PW1 P2(1 P)3.14證：(1) M/G/1系統(tǒng)中，系統(tǒng)繁忙的

25、概率為 匸匚X二p系統(tǒng)空閑=1p=1hX(2) 忙區(qū)間之間的平均長度為閑期間的平均長度。由于閑期間是系統(tǒng)處于 一顧客被服務后，下一個顧客到達之間的時期，即顧客到達的時間間隔，所1以閑期間服從參數(shù)為的指數(shù)分布，所以忙區(qū)間之間的平均長度為 1。Y P(3) 設(shè)忙區(qū)間平均長度為丫,則=1M 1 一 P丫1(4)在一個忙區(qū)間內(nèi)服務的平均顧客數(shù)二忙區(qū)間平均長度平均服務時間1- X3.15 證:2 1 Lt 1, t i4 2 iLtLtVit Lt丄為休假的到達率t分組所占的比例為-=空閑期所占的比例為1- ?休假期所占的比例為1-T V休假期的到達率為x22 12I忙區(qū)間的平均長度:1X1 - XAD

26、E : 200 個/分BDEF: 600 個/分3.17解: ACE : 100個/分BCEF : 500 個/分Ar 八 xs =100200500600 =1400 個/分二 70 個/秒s3AC =100 個 / 分 AD = 200個 / 分 BC =500 個 / 分bd =600 個 / 分CE =600 個 / 分 de =800 個 /分70 個 / 秒3EF =1100 個 /分10011 K111N ACNceN ef3000-100294191411NAD 二Nde :Nbd :Nbd z1411451 1 141111N八N ij一 + + + + 二 1.748 個i

27、,j29414115419叫j h50kb/s 60s -T000bit =3000 個/分1748個=0.075s分組的平均時延： r=T 2ms二0.077sNacAC丿2msNce + 占廠CE丿2ms50 29丄50l+2ms 丄 + 丄+ 2ms = 0.050s150 450 丿Tade = 0053sTbceF。.0 8ETb d e F 0.0 93.18 解：P。RPm =1m1 P - P2 -PmF0；”1 -PlF2 -PoPoPo0 =P。1 =1R.，mPmP。P n 二 P n0,m,nm 二 P n P nP nm廣 P；m(1_mCPU和I/O隊列中平均任務數(shù)

28、為:1，mm系統(tǒng)中總?cè)蝿諗?shù)為:，m111m系統(tǒng)中任務的平均時延為:RPmP%+P0JP%p(APmP)4m 丿+S1吹1P14114.1答：固定多址接入?yún)f(xié)議可以保證每個用戶之間的公平性（每個用戶都分配了固定的資源）以及數(shù)據(jù)的平均時延。它適合于恒定比特流的業(yè)務的傳輸，對 于用戶數(shù)較少且數(shù)量大致固定，每個用戶業(yè)務量較大的情形是一種有效的方 法。它對于突發(fā)性數(shù)據(jù)業(yè)務的傳輸，通常會有較大時延。若已分配固定信道 的用戶沒有通信，那么這些資源就會浪費，若有限的信道資源被分配完畢， 那么新的用戶將不能通信。4.3 解：通過率 S=GeGG70.75eA = 0.167純ALOHA系統(tǒng)負荷為： 8040.50

29、1960091674.4解：每個節(jié)點發(fā)送數(shù)據(jù)的速率是：1000bit =10bit/s100s1純ALOHA系統(tǒng)最大通過率為 丄=0.1842e二有效的信道速率為9600漢0.184 = 1766.4（bit / s）N二！76空=仃6個101時隙ALOHA系統(tǒng)的最大通過率為-二0.368e有效的信道速率為9600 0.368 =3532.8 bit/sn =3532810= 353 個4.5答：穩(wěn)定的多址協(xié)議是指對于給定到達率，多址協(xié)議可以保證每個分組的平 均時延是有限的。1偽貝葉斯算法的時隙ALOHA協(xié)議對任何：-的到達率都是穩(wěn)定的。根據(jù)該 e1算法，Gn =1，其穩(wěn)定的最大通過率為-。e

30、4.6答：CSMA協(xié)議的基本原理是：節(jié)點在發(fā)送分組之前先偵聽信道，判斷是否 有用戶正在傳輸，進而確定信道的忙閑狀態(tài)，然后再決定分組是否發(fā)送。 CSMA是ALOHA協(xié)議的改進，它采用了附加的硬件裝置，每個節(jié)點都能檢 測到信道上有無分組傳輸。如果一個節(jié)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(jié)點可以等待信道空閑后再傳輸， 這樣可以減少要發(fā)送的分組與正在傳輸分組之間的碰撞，減少發(fā)送的盲目性，提高系統(tǒng)利用率。4.7答：CSMA系統(tǒng)主要在分組到達時若信道忙，是否持續(xù)偵聽信道及在獲得空 閑信道后怎樣發(fā)送分組的處理上區(qū)分三種不同的CSMA協(xié)議的，也即對沖突問題的處理決策上來區(qū)

31、分的。三種形式：非堅持型CSMA :當分組到達時，若信道空閑，則立即發(fā)送分組；若信 道處于忙狀態(tài)，則分組的發(fā)送將被延遲，且節(jié)點不再跟蹤信道的狀態(tài)（即節(jié) 點暫時不檢測信道），延遲結(jié)束后節(jié)點再次檢測信道狀態(tài)，并重復上述過程， 如此循環(huán)，直到將該分組發(fā)送成功為止。1-堅持型CSMA :當分組到達時，若信道空閑，則立即發(fā)送分組；若信 道處于忙狀態(tài)，則該節(jié)點一直堅持檢測信道狀態(tài)，直至檢測到信道空閑后， 立即發(fā)送該分組。p-堅持型CSMA :當分組到達時，若信道空閑，則立即發(fā)送分組；若信 道處于忙狀態(tài)，則該節(jié)點一直檢測信道的狀態(tài)，在檢測到信道空閑后，以概 率p發(fā)送該分組。4.8答：CSMA方法要求收發(fā)共享一個信道，時延小。因為衛(wèi)星信道的傳播時延非常大，因而在不同的監(jiān)測點上同一信號出現(xiàn)或消 失的時刻是不同的。在CSMA協(xié)議中，影響系統(tǒng)性能的最重要的參數(shù)是載波 檢測時延.，因此CSMA不適于衛(wèi)星信道。4.9解: