第四章 多址技术

4.1 多址协议概述

网络中的终端设备通过通信子网来访问网络中的资源。当多个终端同时访问同一资源（如共享的通信信道）时，就可能会产生信息碰撞，导致通信失败。典型的共享链路有：卫星链路和蜂窝移动通信系统的链路、局域网、分组无线电网等，如图4-1所示。

在卫星和蜂窝移动通信系统中，多个用户采用竞争或预约分配等方法向一个中心站（卫星或移动通信系统中的基站）发送信息，中心站通过下行链路（中心站到用户的链路）发送应答信息。

在局域网中，一个用户发送，所有用户都可以接收到，它是一个全连通的网络，其典型网络是以太网（Ethernet）。

在分组无线电网络中，用户分布在一个很广的范围内，每个用户仅能接收到其通信范围以内的信息，任意两个用户之间可能需要多次中转才能相互交换信息，它是一个部分连通（或称为多跳）的网络。

在上述网络中，如果多个用户同时发送时，就会发生多个用户的帧在物理信道上相互重叠（即碰撞），可能使得接收端无法正确接收。

为了有效地进行通信，就需要有某种机制来决定资源的使用权，这就是网络的多址接入控制问题。所谓多址接入协议(Multiple Access Protocol)就是在一个网络中，解决多个用户如何高效共享一个物理链路资源的技术。

4.1.1 MAC层在通信协议中的位置

从分层的角度来说，多址技术是数据链路层的一个子层。多址接入控制层（Medium Access Control，MAC层）在通信协议中的位置如图所示。它处于数据链路逻辑控制层（LLC）的下方，物理层（PHY）的上方。MAC层将有限的资源分配给多个用户，从而使得在众多用户之间实现公平、有效地共享有限的带宽资源；实现各用户之间良好的连通性，获得尽可能高的系统吞吐量以及尽可能低的系统时延。逻辑链路控制（LLC）子层为本节点提供了到其临节点的“链路”，而如何协调本节点和其他结点有效地共享带宽资源，是媒介接入控制子层（MAC层）的主要功能。

4.1.2 多址协议的分类

多址协议主要分为固定分配多址接入协议、随机分配多址接入协议和基于预约方式的多址接入协议。

所谓固定分配多址接入是指在用户接入信道时，专门为其分配一定的信道资源（如频率、时隙、码字或空间），用户独享该资源，直到通信结束。

所谓随机多址接入是指用户可以随时接入信道，并且可能不会顾及其他用户是否在传输。当信道中同时有多个用户接入时，在信道资源的使用上就会发生冲突（碰撞）。因此，对于有竞争的多址接入协议如何解决冲突，从而使所有碰撞用户都可以成功进行传输是一个非常重要的问题。

所谓基于预约的多址接入协议，是指在数据分组传输之前，先进行资源预约。一旦预约到资源（如
频率、时隙），则在该资源内可进行无冲突的传输。可用图４-3来描述多址接入协议的分类。

4.1.3 系统模型

从排队论的观点出发，多址信道可以看成一个多进单出的排队系统（即该系统有多个输入而仅仅有一个输出）。每一个节点都可以独立的产生分组，而信道则相当于服务员，它要为各个队列服务。由于各个排队队列是相互独立的，各节点无法知道其他队列的情况，服务员也不知道各个队列的情况，所以增加了系统的复杂性。如果可以通过某种措施，使各个节点产生的分组在进入信道之前排列成一个总的队列，然后由信道来服务，则可以有效地避免分组在信道上的碰撞，大大提高信道的利用率。如图4-4所示。

为了能够有效地分析多址接入协议，必须根据应用环境做一些假设。在讨论每种多址协议时，应该考虑下列问题：
1 . 网络的连通特性。通常将网络按其连通模式分为：单跳、两跳及多跳网络。

所谓单跳网络是指网络中所有的节点都可以接收到其他节点发送的数据；

所谓两跳网络是指网络中的部分节点之间不能直接通信，需要经过一次中继才能通信；

而所谓多跳网络是指网络中源节点和目的节点之间的通信可能要经过多次中继。多跳网络既可以是有线网络，也可以是无线网络。

在无线通信网络中，通信节点之间的有效通信距离是由发端的发送功率、节点之间的距离以及接收机灵敏度等条件决定的。

本章主要讨论对称的信道，即任意两个在通信距离内的节点都可以有效的和对方进行通信。

２.同步特性。通常用户是可以在任意时刻接入信道，但也可以以时隙为基础接入信道。在基于时隙的系统中，用户只有在时隙的起点才能接入信道。在这种系统中，要求全网有一个统一的时钟，同时将时间轴划分成若干个相等的时间段，称之为时隙。系统中所有数据的传输开始点都必须在一个时隙的起点。

3.反馈和应答机制。反馈信道是用户获得信道状态的途径。在本章的讨论中，假设用户（节点）可以获得信道的反馈信息，即信道是空闲、碰撞还是进行了一次成功传输。

4.数据产生模型。所有的用户都按照泊松过程独立地产生数据。

4.2 固定多址接入协议

固定多址接入协议又称为无竞争的多址接入协议或静态分配的多址接入协议。固定多址接入为每个用户固定分配一定的系统资源，这样当用户有数据发送时，就能不受干扰地独享已分配的信道资源。固定多址接入的优点在于可以保证每个用户之间的“公平性”（每个用户都分配了固定的资源）以及数据的平均时延。典型的固定多址接入协议有：频分多址（ＦＤＭＡ）、时分多址（ＴＤＭＡ）、码分多址（ＣＤＭＡ）及空分多址（ＳＤＭＡ）等。在本节中重点讨论时分多址和频分多址系统。

4.2.1 频分多址接入(FDMA)

4.2.2 时分多址接入协议(TDMA)

4.2.3 固定多址接入协议的性能分析

Ｄ 的最小值是２。当ｍ＝２ 时,TDMA 和FDMA的性能相同，两曲线重合。ｍ值越大，两者的差别就越大。

从上面的讨论和分析可以看出，传统的固定多址接入协议不能有效地处理用户数量的可变性和通信业务的突发性，因此，将进一步讨论随机接入的多址协议。

4.3 随机多址接入技术

随机多址协议又叫做有竞争的多址接入协议。网络中的节点在网络中的地位是等同的，各节点通过竞争获得信道的使用权。随机多址接入协议又可细分为完全随机多址接入协议（ALOHA协议）和载波侦听型多址接入协议。不论是哪种随机多址接入协议，主要关心两个方面的问题：一个是稳态情况下系统的通过率和时延性能，另一个是系统的稳定性。

4.3.1 ALOHA协议

为了分析随机多址接入协议的性能，假设系统是由ｍ 个发送节点组成的单跳系统，信道是无差错及无捕获效应的信道，分组的到达和传输过程满足如下假定：
（１） 各个节点的到达过程为独立的参数为λ/ｍ的Poisson到达过程，系统总的到达率为λ。
（2）在一个时隙或一个分组传输结束后，信道能够立即给出当前传输状态的反馈信息。反馈信息为“０”表明当前时隙或信道无分组传输，反馈信息为“１”
表明当前时隙或信道仅有一个分组传输（即传输成功），反馈信息为“ｅ”表明当前时隙或信道有多个分组在传输，即发生了碰撞，导致接收端无法正确接收。
（3）碰撞的节点将在后面的某一个时刻重传被碰撞的分组，直至传输成功。
如果一个节点的分组必须重传，则称该节点为等待重传的节点。
（4）对于节点的缓存和到达过程作如下假设：
假设Ａ：无缓存情况。在该情况下，每个节点最多容纳一个分组。如果该节点有一个分组在等待传输或正在传输，则新到达的分组被丢弃且不会被传输。在该情况下，所求得的时延是有缓存情况下时延的下界（Low Bound）。

假设Ｂ：系统有无限个节点（$ｍ＝\infty$）。每个新产生的分组到达一个新的节点。这样网络中所有的分组都参与竞争，导致网络的时延增加。因此，在该假设情况下求得的时延是有限节点情况下的时延上界（Up Bound）。

如果一个系统采用假设Ａ 或假设Ｂ 分析的结果类似，则采用这种分析方法就是对具有任意大小缓存系统性能的一个很好的近似。

1.纯ALOHA协议

纯ALOHA协议是最基本的ALOHA协议。只要有新的分组到达，就立即被发送并期望不与别的分组发生碰撞。一旦分组发生碰撞，则随机退避一段时间后进行重传。

如果从数据分组开始发送的时间起点到其传输结束的这段时间内，没有其他数据分组发送，则该分组就不会和其他分组发生碰撞。如图４－９所示， 在什么情况下图中阴影部分表示的数据分组（在ｔ０＋ｔ时刻产生的分组）可以不受任何干扰的发送呢？

为了便于分析，假设系统中所有分组的长度相等，传输数据分组所需的时间定义为系统的单位时间，为了简化描述，令该值等于ｔ，并在下面的分析中令其等于１）。从图中可以看到，如果在t0 到t0+t时间内，其他用户产生了数据分组，则该分组的尾部就会和阴影分组的头部碰撞；同样，在t0+t 和t0+2t之间产生的任何分组都将和阴影分组的尾部发生碰撞。时间区间［ｔ０，ｔ０＋２ｔ］称为阴影分组（在ｔ０＋ｔ时刻产生的分组）的易受破坏区间。

很显然，在纯ALOHA协议中，只有在数据分组的易受破坏区间内没有其他分组传输，则该分组可以成功传输。为了分析方便，设系统有无穷多个节点（假设Ｂ），假定重传的时延足够随机，重传分组和新到达分组合成的分组流是到达率为Ｇ的Poisson到达过程。则在纯ALOHA系统中，一个分组成功传输的概率就是在其产生时刻前一个时间单位内没有分组发送，并且在该分组产生时刻的后一个时间单位内也没有分组发送的概率，即在该分组产生时刻前后两个时间单位内没有其他分组发送的概率。

2.时隙ALOHA协议

从前面的描述中可以看到，在纯ＡＬＯＨＡ 协议中，节点只要有分组就发送，易受破坏区间为两个单位时间。如果缩小易受破坏区间，就可以减少分组碰撞的概率，提高系统的利用率。基于这一出发点，提出了时隙ALOHA协议。

例题

分析：信道速率✖通过率=所有终端发送速率之和 ，可以推出终端个数=信道速率✖通过率/每个终端发送数据的速率。

平均传输时延和吞吐量的关系

4.3.2 载波侦听多址协议(CSMA)

在前面讨论的ＡＬＯＨＡ 协议中，网络中的节点不考虑当前信道是忙还是闲，一旦有分组到达就独自决定将分组发送到信道。显然这种控制策略存在盲目性。即使是稍有改进的时隙ＡＬＯＨＡ协议，其最大吞吐率也只能达到约0.368。若要进一步提高系统吞吐率，还应进一步设法减少节点间发送冲突的概率。为此，除了缩小易受破坏区间外（这也是有限度的），还可以从减少发送的盲目性着手，在发送之前先观察信道是否有用户在传输（或进行“载波侦听”）来确定信道忙闲状态，然后再决定分组是否发送。这就是被广泛采用的载波侦听型多址接入协议CSMA(Carrier Sense Multiple Access)。

CSMA 是从ALOHA协议演变出的一种改进型协议，它采用了附加的硬件装置，每个节点都能够检测（侦听）到信道上有无分组在传输。如果一个节点有分组要传输，它首先检测信道是否空闲，如果信道有其他分组在传输，则该节点可以等到信道空闲后再传输，这样可以减少要发送的分组与正在传输的分组之间的碰撞，提高系统的利用率。

1.非时隙CMSA多址协议

非时隙ＣＳＭＡ协议的工作过程如下：当分组到达时，如果信道空闲，则立即发送该分组；如果信道忙，则分组被延迟一段时间后，重新检测信道。如果信道忙或发送时与其他分组碰撞，则该分组变成等待重传的分组。每个等待重传的分组将重复地尝试重传，重传间隔相互独立且服从指数分布。

非坚持型非时隙ＣＳＭＡ 多址协议的主要特点是在发送数据前先监测信道，一旦监测到信道忙时，能主动的退避一段时间（暂时放弃监测信道）。

2.时隙CSMA多址协议

时隙ＣＳＭＡ协议把时间轴分成宽度为β的时隙（注意：时隙ＡＬＯＨＡ 中时隙的宽度为一个分组的长度，这里的时隙宽度为载波检测时间）。如果分组到达一个空闲的时隙，它将在下一个空闲时隙开始传输［如图（ａ）］。如果某节点的分组到达时，信道上有分组正在传输，则该节点变为等待重传的节点，它将在当前分组传输结束后的后续空闲时隙中以概率$q_r$ 进行传输。

从图中可以看出，非坚持型ＣＳＭＡ 协议可以大大减少碰撞的机会，使系统的最大吞吐量达到信道容量的80％ 以上，时隙非坚持型ＣＳＭＡ协议的性能则更好。１－ 坚持型ＣＳＭＡ 由于毫无退避措施，在业务量很小时，数据的发送机会较多，响应也较快。但若节点数增大或总的业务量增加时，碰撞的机会急剧增加，系统的吞吐量特性急剧变坏，其最大吞吐量只能达到信道容量的５３％左右。但总的说来，ＣＳＭＡ 协议的性能优于ＡＬＯＨＡ 协议的性能。

3.有碰撞检测功能的载波侦听多址协议(CSMA/CD)

前面讨论的ＣＳＭＡ 协议由于在发送之前进行载波监听，所以减少了冲突的机会。但由于传播时延的存在，冲突还是不可避免的。只要发生冲突，信道就被浪费一段时间。CSMA/CD 比CSMA又增加了一个功能，这就是边发送边监听。只要监听到信道上发生了冲突，则冲突的节点就必须停止发送。这样，信道就很快空闲下来，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。

总的来说，ＣＳＭＡ／ＣＤ接入协议比ＣＳＭＡ 多址接入协议的控制规则增加了如下三点：
（１）“边说边听”———任一发送节点在发送数据帧期间要保持侦听信道的碰撞情况。一旦检测到碰撞发生，应立即中止发送，而不管目前正在发送的帧是否发完。
（２）“强化干扰”———发送节点在检测到碰撞并停止发送后，立即改为发送一小段“强化干扰信号”，以增强碰撞检测效果。
（３）“碰撞检测窗口”———任一发送节点若能完整的发完一个数据帧，则停顿一段时间（两倍的最大传播时延）并监听信道情况。若在此期间未发生碰撞，则可认为该数据帧已经发送成功。此时间区间即称“碰撞检测窗口”。

上述第（１）点保证尽快确知碰撞发生和尽早关闭碰撞发生后的无用发送，这有利于提高信道利用率；第（２）点可以提高网络中所有节点对于碰撞检测的可信度，保证了分布式控制的一致性；第（３）点有利于提高一个数据帧发送成功的可信度。如果接收节点在此窗口内发送应答帧（ACK 或NAK）的话，则可保证应答传输成功。

4.有碰撞避免功能的载波侦听多址协议(CSMA/CA)

CSMA/CA是有冲突避免（Collision Avoidance）的载波侦听型多址接入协议。它是对CSMA的另一种改进方法。通常在无线系统中，一台无线设备不能在相同的频率（信道）上同时进行接收和发送，因而不能采用碰撞检测（CD）技术。因此，只能通过冲突避免的方法来减少冲突的可能性。在IEEE802.11无线局域网（WLAN）的标准中，就采用了CSMA/CA协议。它不仅支持全连通的网络拓扑，同时支持部分连通的网络拓扑。

IEEE802.11中CSMA/CA 的基本工作过程是：一个节点在发送数据帧之前先对信道进行预约。假定Ａ 要向Ｂ 发送数据帧，发送节点Ａ先发送一个请求发送帧ＲＴＳ（Request To Send）来预约信道，所有收到ＲＴＳ 帧的节将暂缓发送。而真正的接收节点Ｂ 在收到ＲＴＳ 后，发送一个允许发送的应答帧ＣＴＳ（Clear To Send）。在ＲＴＳ和ＣＴＳ帧中均包括要发送分组的长度（在给定信道传输速率及ＲＴＳ和ＣＴＳ长度的情况下，各节点就可以计算出相应的退避时间，该时间通常称为ＮＡＶ（Network Allocation Vector））。

CTS帧有两个作用：一是表明接收节点Ｂ 可以接收发送节点Ａ 的帧，二是禁止Ｂ 的邻节点发送，从而避免了Ｂ的邻节点的发送对Ａ 到Ｂ的数据传输的影响。RTS和CTS帧很短，如它们分别可为２０和１４ 个字节。而数据帧最长可以达到２３４６字节。相比之下，RTS和CTS引入的开销不大。RTS/CTS的传输过程如图4-20所示。

4.4 冲突分解算法

对于有竞争的多址接入协议如何解决冲突从而使所有碰撞用户都可以成功传输是一个非常重要的问题。从前面的讨论可以看出，通过调整对等待重传队列长度的估值，改变重传概率，可以进一步减缓碰撞。而另一种更有效的解决冲突的方式就是冲突分解（Collision Resulution）。

冲突分解的基本思想是：如果系统发生碰撞，则让新到达的分组在系统外等待，在参与碰撞的分组均成功传输结束后，再让新分组传输。

下面针对ＡＬＯＨＡ协议进行讨论，以两个分组碰撞的情况来简要说明冲突分解的过程和好处。

一旦一个分组成功传输，则另一个分组在下一时隙必然成功传输，所以平均需要３个时隙才能成功发送２个分组。因而在冲突分解的过程中，通过率为2/3.

4.4.1 树形分裂算法

假设在第ｋ个时隙发生碰撞，碰撞节点的集合为Ｓ。所有未介入碰撞的节点进入等待状态。Ｓ被随机地分成两个子集，用左集（Ｌ）和右集（Ｒ）表示。左集（Ｌ）先在第ｋ＋１时隙中传输。如果第ｋ＋１时隙中传输成功或空闲，则Ｒ在第ｋ＋２个时隙中传输。如果在第ｋ＋１ 时隙中发生碰撞，则将Ｌ 再分为左集（ＬＬ）和右集（ＬＲ），ＬＬ在第ｋ＋２个时隙中传输。如果第ｋ＋２ 时隙中传输成功或空闲，则ＬＲ在第ｋ＋３个时隙中传输。以此类推，直至集合Ｓ中所有的分组传输成功。从碰撞的时隙（第ｋ个时隙）开始，直至Ｓ集合中所有分组成功传输结束的时隙称为一个冲突分解期（ＣＲＰ）。

该图中用了８个时隙完成了冲突分解。该算法中，在给定每个时隙结束时立即有（０，１，ｅ）反馈信息的情况下，各个节点能构造一个相同的树，并确定自己所处的子集和确定何时发送自己的分组。

具体的方法如下：树形算法中的发送顺序可对应于一个数据压入堆栈的顺序。当一个碰撞发生后，碰撞节点的集合被分为子集，形成的每一个子集作为一个元素压入堆栈。在发送时，堆栈最顶端的子集从堆栈中移出并进行发送。每个节点采用一个计数器来跟踪它的分组所在的当前子集处于堆栈中的位置。如果该子集处于堆栈的顶端，则立即发送。当该节点的分组传输发生碰撞（冲突分解开始），计数器的初值置０或１（取决于该分组被放在哪个子集中，显然如果该分组被放入左子集，则初值被置为０；而如果该分组被放入右子集，则初值置为１）。在冲突分解过程中，当计数器的值为０时，则发送该分组。如果计数器为非０，则在冲突分解过程中，每次时隙发生碰撞，计数器值加１，每次成功传输或时隙空闲，计数器值减１。

在冲突分解期（ＣＲＰ）中，处理的分组是介入碰撞的分组。而在ＣＲＰ 中，还会不停地有新分组到达。对于ＣＲＰ中新到达的分组有两种处理方法。方法一是在当前ＣＲＰ结束后立即开始一个新的ＣＲＰ，该新ＣＲＰ所处理的分组就是当前ＣＲＰ中到达的新分组。这种方法的问题是，如果当前ＣＲＰ到达了很多分组，则在新的ＣＲＰ 中，可能要碰撞很长时间才能通过分解得到一个很小的子集。方法二是在当前ＣＲＰ 结束时刻，立即将到达的分组分为ｊ个子集（ｊ的选择应使每个子集中的分组数稍大于１），然后对每一个子集进行冲突分解。该方法的最大通过率可以达到每个时隙０．４３个分组。

通过仔细观察树形算法，可以发现，如果在一次碰撞（如第ｋ个时隙）以后，下一个时隙（第ｋ＋１时隙）是空闲的，则第ｋ＋２ 个时隙必然会再次发生碰撞。这表明将碰撞节点集合中的所有节点都分配到了右集（Ｒ），自然会再次发生碰撞。改进的方法是：当碰撞后出现空闲时隙，则不传送第二个子集（Ｒ）中的分组，而是立即将Ｒ 再次分解，然后再传输分解后的第一个子集（ＲＬ），如果再次空闲，则再次进行分解，然后传送ＲＬＬ集合中的分组，以此类推。通过这样的改进可以使每个时隙的最大通过率达到０．４６个分组。

4.4.2 先到先服务(FCFS)分裂算法

4.4 预约多址接入技术

4.5 本章课后习题

４．１　请讨论固定多址接入协议的优缺点是什么？

４．２　在ＡＬＯＨＡ协议中，为什么会出现稳定平衡点和不稳定的平衡点，重传概率对系统的性能有何影响？
４．３　设信道数据速率为９６００ｂｉｔ／ｓ，分组长度为８０４ｂｉｔ。计算当Ｇ＝０．７５时纯ＡＬＯＨＡ 系统负荷为多少。

４．４　ｎ个节点共享一个９６００ｂｉｔ／ｓ的信道，每个节点以每１００ｓ产生一个１０００ｂｉｔ 分组的平均速率发送数据分组。试求在纯ＡＬＯＨＡ 系统和时隙ＡＬＯＨＡ系统中最大可容许的系统用户数Ｎ 的值。

４．５　什么叫稳定的多址接入协议？使用伪贝叶斯算法的时隙ＡＬＯＨＡ协议是不是稳定的多址接入协议？如果是，其稳定的最大通过率是多少？

４．６　ＣＳＭＡ协议的基本原理是什么？与ＡＬＯＨＡ 系统相比，为什么ＣＳＭＡ系统有可能获得更高的系统吞吐率？

4．７　ＣＳＭＡ系统主要是在什么问题的处理决策上去区分三种不同类型的ＣＳＭＡ 协议？说明它们各自的关键技术特点。
4.7 答：CSMA 系统主要在分组到达时若信道忙，是否持续侦听信道及在获得空闲信道后怎样发送分组的处理上区分三种不同的CSMA 协议的，也即对冲突问题的处理决策上来区分的。
三种形式：
非坚持型CSMA ：当分组到达时，若信道空闲，则立即发送分组；若信道处于忙状态，则分组的发送将被延迟，且节点不再跟踪信道的状态（即节点暂时不检测信道），延迟结束后节点再次检测信道状态，并重复上述过程，如此循环，直到将该分组发送成功为止。

1-坚持型CSMA ：当分组到达时，若信道空闲，则立即发送分组；若信道处于忙状态，则该节点一直坚持检测信道状态，直至检测到信道空闲后，立即发送该分组。

p-坚持型CSMA ：当分组到达时，若信道空闲，则立即发送分组；若信道处于忙状态，则该节点一直检测信道的状态，在检测到信道空闲后，以概率p 发送该分组。
４．８　ＣＳＭＡ方法有什么应用环境限制？在卫星信道上能采用ＣＳＭＡ 接入方法吗？为什么？

４．９　假设有以下两个ＣＳＭＡ／ＣＤ网：
网络Ａ是ＬＡＮ（局域网），传送速率为５Ｍｂｉｔ／ｓ，电缆长１ｋｍ，分组长度１０００ｂｉｔ；
网络Ｂ是ＭＡＮ（城域网），电缆长５０ｋｍ，分组长度１０００ｂｉｔ。
那么，网络Ｂ需要多大的传送速率才能达到与网络Ａ 相同的吞吐量？

４．１０　Ｋ 个节点共享１０Ｍｂｉｔ／ｓ的总线电缆，用ＣＳＭＡ／ＣＤ作为访问方案（即以太网ＬＡＮ）。总线长５００ｍ，分组长Ｌ 比特，假设网络上的Ｋ个节点总有业务准备传送（重负荷情况）。Ｐ是竞争时隙中一个节点发送分组的概率。令Ｋ＝１０，传播速度是３×１０８ ｍ／ｓ。求竞争周期的平均时隙数、竞争周期的平均持续时间及以下两种情况的信道利用率。
（１） Ｌ＝１００ｂｉｔ。
（２） Ｌ＝１０００ｂｉｔ。
４．１１　试给出图４－２６所示网络中的无冲突矢量集合。

最后

以上就是丰富战斗机为你收集整理的通信网络基础期末复习-第四章-多址接入协议第四章 多址技术的全部内容，希望文章能够帮你解决通信网络基础期末复习-第四章-多址接入协议第四章 多址技术所遇到的程序开发问题。

如果觉得靠谱客网站的内容还不错，欢迎将靠谱客网站推荐给程序员好友。