非坚持型CSMA与坚持型CSMA退避算法的性能分析与比较

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非坚持型CSMA与坚持型CSMA退避算法的性能分析与比较。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。。
第25卷第3期 梁华等:非坚持型CSMA与坚持型CSMA退避算法的性能分析与比较 53 率发送,而以(1-P)的概率延迟一个时间单位。 通过仿真产生S与G的关系如3所示 个时间单位通常等于最大传播时延的2倍。 B、延迟一个时间单位后,再重复步骤a。 01坚持CMA 非坚持CMA C、如果媒体是忙的,继续监听直至媒体空闲 0.8 并重复步骤a。 名(6 ②吞吐量的计算 区a5 05堅持C 盆01 持 对于P一坚持型CSMA,可以得S与G的关 0.3 系,当a趋向于0时,收敛于 cA Q2 0.1 s Ge -G(1+ PGx G+gg G第个分组时间内的尝试次数 式中:x-∑,(01-2G 图3坚持与非坚持型S-G的仿真结果图 由于P坚持型吞吐率与帧流量与P值有关因4结论 此P坚持续性CSMA吞吐率与帧流量的关系图在 此没有描述,将在后面仿真中进行仿真)。 通过上述的分析与仿真可以得出如下结论: 非坚持型CSMA采用随机的重发延迟时间可以 3模拟协议仿真 减少冲突发生的可能性。其缺点是:即使有几个站点 为都有数据要发送,但由于大家都在延迟等待过程 假设帧时为1个单位时间,为了模拟帧产生的 中,致使媒体仍可能处于空闲状态,使用率降低 随机性,程序中每个帧的产生时间为0 1000 1一坚持型只要媒体空闲,站点立即可发送,避 之间的个随机数(即Math. randon()兴1000) 免了媒体利用率的损失;其缺点是:假若有两个或 仿真的灾现是 两个以上的站点有数据要发送,冲突就不可避免 对于一个固定的G,把它放人1000倍,如当G P_坚持算法是一种既能像非坚持算法那样 =0.25时,放大100倍,即网络负载为250(即1减少冲突又能像1-坚持算法那样减少媒体空闲 个帧时内总共产生250个帧),把它们按产生时间时间的折中方案。问题在于P值的选择,这要考 的新后顺序放在个链表结构中,同时为∫保证实虑到避免重负我下系统处于的不稳定状态。假如 验结果的正确性,对于一个G,做了10的重复媒体是忙时,有N个站有数据等待发送,一旦当前 模拟(利用循环),然后取吞吐率的平均值(计算方的发送完成时,将要试图传输的站的总期望数为 法为:S=(108功发送的帧数1000次总共NP如果选择P过大使NP>1,表明有多个站点 发送的帧数)x100%)。最后,对G取了16个不试图发送,冲突就不可避免。最坏的情况可由图四 同的值,从而取得16个数据,根据这16个结果来分析,随着冲突概率的不断增大,使吞吐量降低 比较它们的性能。在每个协议的实现中冲突的判到零。所以必须选择适当P值使NP<1当然P 断按如下方式进行: 值选得过小,则媒体利用率又会大大降低。 非坚持型CSMA协议:在1000G个帧屮,初 始时若前后两帧不存在时间上的重叠则计数器加考文献 1,对于出现第一个时间上有重叠的帧之后,取一个[1] Andrew S. Tanenbaum. Computer Net work( Third Ed) 随机数1000兴Math. random()将该数加上该帧的 M]. New York,2000.190-191 结束时间作为重新开始计数的基准时间,直到再出2]李奠涛,郝川,张乃通多信道非坚持CSMA协议新功能分 现一个前后帧无时间重叠的帧计数器加1,重复上 析[J],哈尔滨工业大学学报,1995,27(4):61-67 述过程。 [3]蒋黎红,带冲突检测载波监听多路方问技术性能分析[],杭 州应用工程学报,2000,12(2):33-35 1-坚持型CSMA协议:在1000兴G个帧中 [4]金顺福.基于1坚持指数退避算法的时隙 CSMA/CD协议的 若前后两帧不存在时间上的重叠则计数器加1。 排队模型的建立与分析[I],计算机工程与应用,2002,27 P坚持型SMA协议:在1000兴G个帧中,若 (01):51-53 前后两帧不有在时间上的重叠则计数器加1兴P

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qq_27360747 每次都要评论才能再下我也是醉了
2017-11-28
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p0mz666 里面各种小错误一坨一坨的。。。没校对一样
2013-09-08
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