（自顶向下网络）答案（中文版）(NXPowerLite)

WRI 研究生0601

计算机网络（第三版）习题答案 －自顶向下方法与Internet特色

1复习题

1. 没有不同。主机和端系统可以互换。端系统包括PC，工作站，WEB服务器，邮件服务器，网络连接的PDA，

网络电视等等。（张士波）

2. 假设爱丽丝是国家A的大使，想邀请国家B的大使鲍勃吃晚餐。爱丽丝没有简单的打个电话说“现在我没一起

吃晚餐吧”。而是她先打电话给鲍勃建议吃饭的日期与时间。鲍勃可能会回复说那天不行，另外一天可以。爱丽丝与鲍勃不停的互发讯息直到他们确定一致的日期与时间。鲍勃会在约定时间（提前或迟到不超过15分钟）出现再大使馆。外交协议也允许爱丽丝或者鲍勃以合理的理由礼貌的退出约会。

3. 联网（通过网络互联）的程序通常包括2个，每一个运行在不同的主机上，互相通信。发起通信的程序是客户

机程序。一般是客户机请求和接收来自服务器程序的服务。

4. 互联网向其应用提供面向连接服务（TCP）和无连接服务（UDP）2种服务。每一个互联网应用采取其中的一种。

面相连接服务的原理特征是：

① 在都没有发送应用数据之前2个端系统先进行“握手”。

② 提供可靠的数据传送。也就是说，连接的一方将所有应用数据有序且无差错的传送到连接的另一方。 ③ 提供流控制。也就是，确保连接的任何一方都不会过快的发送过量的分组而淹没另一方。 ④ 提供拥塞控制。即管理应用发送进网络的数据总量，帮助防止互联网进入迟滞状态。 无连接服务的原理特征： ① 没有握手

② 没有可靠数据传送的保证 ③ 没有流控制或者拥塞控制

5. 流控制和拥塞控制的两个面向不同的对象的不同的控制机理。流控制保证连接的任何一方不会因为过快的发送

过多分组而淹没另一方。拥塞控制是管理应用发送进网络的数据总量，帮助防止互联网核心（即网络路由器的缓冲区里面）发生拥塞。

6. 互联网面向连接服务通过使用确认，重传提供可靠的数据传送。当连接的一方没有收到它发送的分组的确认（从

连接的另一方）时，它会重发这个分组。

7. 电路交换可以为呼叫的持续时间保证提供一定量的端到端的带宽。今天的大多数分组交换网（包括互联网）不

能保证任何端到端带宽。当发生拥塞等网络问题时，TDM中的数据丢失可能只会是一部分，而FDM中就可能是大部分或全部。

8. 在一个分组交换网中，在链路上流动的来自不同来源的分组不会跟随任何固定的，预定义的模式。在TDM电路

交换中，每个主机从循环的TDM帧中获得相同的时隙。

9. t0时刻，发送主机开始传输。在t1=L/R1时刻，发送主机完成发送并且整个分组被交换机接收（无传输时延）。

因为交换机在t1时刻接收到了整个分组，它可以在t1时刻开始向接收主机发送分组。在t2=t1+L/R2时刻，交换机完成传输且接收主机收到了整个分组（同样，无传输时延）。所以，端到端实验是L/R1+L/R2。

10. 在一个虚电路网络中，每个网络核心中的分组交换机都对经过它传输的虚电路的连接状态信息进行维护。有的

连接状态信息是维护在一个虚电路数字传输表格中。

11. 面向连接的VC电路的特点包括：a.建立和拆除VC电路是需要一个信令协议；b.需要在分组交换中维持连接状

态。有点方面，一些研究者和工程人员争论到：使用VC电路可以更容易提供QoS业务，如：保证最小传输率的业务，以及保证端到端的最大分组延时的业务。 12. a.电话线拨号上网：住宅接入；b.电话线DSL上网：住宅接入或小型办公；c.混合光纤同轴电缆：住宅接入；d.100M

交换机以太网接入：公司；e.无线局域网：移动接入；f.蜂窝移动电话（如WAP）：移动。

13. 一个第一层ISP与所有其它的第一层ISP相连；而一个第二层ISP只与部分第一层ISP相连。而且，一个第二

层ISP是一个或多个第一层ISP的客户。

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14. POP是ISP网络中一个或多个路由器构成的一个组，其它ISP中的路由器也可以能连接到这个POP。NAP是一

个很多ISP（第一层，第二层，以及其它下层ISP）可以互联的局部网络。

15. HFC的带宽是用户间共享的。在下行信道，所有的分组从头到尾由同一个源发出，因此在下行信道不会发生冲

突。

16. 以太网的传输速率有：10Mbps，100Mbps，1Gbps和10Gbps。对于一个给定的传输速率，如果用户单独在线路

上传输数据，则可以一直保持这个速率；但是如果有多个用户同时传输，则每个都不能达到所给定的速率（带宽共享）。

17. 以太网通常以双绞线或者细的同轴电缆为物理媒体，也可以运行在光纤链路和粗同轴电缆上。

18. 拨号调制解调器：最高56Kbps，带宽专用；ISDN：最高128Kbps，带宽专用；ADSL：下行信道5－8Mbps，上

行信道最高1Mbps，带宽专用；HFC：下行信道10－30Mbps，上行信道一般只有几Mbps，带宽共享。 19. 时延由处理时延、传输时延、传播时延和排队时延组成。所有这些时延除了排队时延都是固定的。

20. 5种任务为：错误控制，流量控制，分段与重组，复用，以及连接建立。是的，这些任务可以由两层（或更多

层）来执行，比如：经常在多于一个层次上执行错误控制。

21. 英特网协议栈的5个层次从上倒下分别为：应用层，传输层，网络层，链路层，和物理层。每一层的主要任务

见1.7.1节。应用层是网络应用程序及其应用层协议存留的地方；运输层提供了一个在应用程序的客户机和服务器之间传输应用层报文的服务；网络层负责将称为数据报的网络层分组从一台主机移动到另一台主机；链路层：通过一系列分组交换机（Internet中的路由器）在源和目的地之间发送分组；物理层：将该帧中的一个一个比特从一个节点移动到下一个节点。

22. 应用层报文：应用程序要发出的在传输层上传递的数据；传输层报文段：将应用层报文加上传输层包头，由传

输层管理和封装的信息；网络层数据报：将传输层报文段加上网络层包头之后封装；链路层帧：将网络层数据报加上链路层包头之后封装。

23. 路由器处理第一层到第三层（这是一个善意的谎话？本人理解为“这样说不确切”因为现代路由器常常还要扮

演防火墙或者高速缓存器的角色，一次也处理第四层）；链路交换机处理第一层和第二层；主机处理所有的5层。

习题

1. 本题不止一个答案，很多协议都能解决这个问题，下面是一个简单的例子：

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2.

3.

4.

5.

6.

a.电路交换网更适合所描述的应用，因为这个应用要求在可预测的平滑带宽上进行长期的会话。由于传输速率是已知，且波动不大，因此可以给各应用会话话路预留带宽而不会有太多的浪费。另外，我们不需要太过担心由长时间典型会话应用积累起来的，建立和拆除电路时耗费的开销时间。

b.由于所给的带宽足够大，因此该网络中不需要拥塞控制机制。最坏的情况下（几乎可能拥塞），所有的应用分别从一条或多条特定的网络链路传输。而由于每条链路的带宽足够处理所有的应用数据，因此不会发生拥塞现象（只会有非常小的队列）。

a.因为这4对相邻交换机，每对之间可以建立n条连接，；因此最多可以建立4n条连接。

b.可以通过右上角的交换机建立n条连接，并且可以通过左下角交换机建立n条连接，因此最多可以建立2n条连接。

由于收费站间隔100km，车速100km/h，收费站以每12m通过一辆汽车的速度提供服务。a)10辆车，第一个收费站要花费120s，即2分钟来处理。每一辆车要达到第二个收费站都会有60分钟的传输延时，因此每辆车要花费62分钟才能达到第二个收费站，从第二个收费站到第三个收费站重复这一过程。因此，（端到端）总延时为124分钟。

b)每两个收费站之间的延时为7×12秒＋60分＝61分24秒，（端到端）总延时＝3624×2＝7,248s，即112分48秒。

a)传输一个分组到一个链路层的时间是（L+h）/R。Q段链路的总时间为：Q（L+h）/R。所以发送文件所需要总的时间为：ts＋（L+h）/Q。 b)Q（L＋2h）/R

c)由于链路上没有存储转发延时，因此，总延时为：ts＋（L+h）/R。 a)传播时延dprop＝m/s秒 b)传输时延dtrans=L/R秒

c)端到端时延dend－to－end＝（m/s＋L/R）秒 d)该分组的最后一个bit刚刚离开主机A。 e)第一个比特在链路中，还没有到达B。

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f)第一个比特已经到达B。

g)m=LS/R=100×2.5e8/28e3＝893km

7. 考虑分组中的第一个bit。在这个bit被传输以前，先要收集这个分组中的其它bit，这个需要：48×8/64e3 ＝6e

－3s＝6ms

分组的传输延时：48×8/1e6=384e-6 s=0.384ms 传播时延：2ms

到该bit被解码的时延为：6＋0.384＋2＝8.384ms（英文答案中的那个“.”表示乘） 8. a)由于每个用户需要十分之一的带宽，因此可以支持10个用户。

b)p=0.1

c)

d)

我们用中心极限定理来求这个概率的近似解。令Xj表示J个用户同时传输的概率，如P（Xj=1）=p,则：

所以所求概率约为：0.001 9.

10. 传输这N个分组需要LN/R秒。当一批N个分组到达时，缓存器内是空的。

第一个分组没有排队时延，第二个分组的排队时延为L/R秒......第N个分组的排队时延为：（N-1）L/R秒，所以平均排队时延为：

11. a)传输时延为L/R，总时延为

b)令x=L/R，则总时延与x的函数为：总时延＝x/（1－ax）。 12. a)一共有Q个节点（源主机喝N-1个路由器）用

输速率，令

。用

表示第q个节点的处理时延。用Rq表示第q个节点处的传

表示通过第q条链路的传播时延。则：

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b)用表示节点q处的平均排队延时，则：

13. 实验题？不会考吧。。。。。。

14. a)“带宽时延”积＝（1e7/2.5e8）*1e6=40,000bit

b)40000bit

c)一条链路的带宽时延积就是这条链路上具有的比特数的最大值。 d)1e7/4e4=250m,比一个足球场的长度还长。 e)s/R

15. 2.5e8/1e6=25bps

16. a)（1e7/2.5e8）*1e9=40,000,000bit

b)400,000bit（包长度） c)1e7/4e5＝25m

17. a)传播时延＝1e7/2.5e8=40ms；传输时延＝4e5×250/2.5e8= 400ms

因此总延时为：440ms

b)传播时延＝2×40＝80ms（发送及返回确认）；传输时延＝4e4×250/2.5e8=40ms，传送10个分组，总时延＝10×（80＋40）＝1200ms＝1.2s

18. a)地球同步卫星距离地面3600km，因此该链路的传播时延＝3600e3/2.4e8=150ms

b)150e-3×10e6=1,500,000 c)60×10e6＝6e8bit

19. 我们假设旅客和行李对应到达协议栈顶部的数据单元，当旅客检票的时候，他的行李也被检查了，行李和机票

被加上标记。这些信息是在包裹层被添加的（if Figure 1.20 that不知道怎么翻译......）允许在包裹层使服务生效或者在发送侧将旅客和行李分离，然后在目标测（如果可能的话）重新组合他们。当旅客稍后通过安检，通常会另外添加一个标记，指明该旅客已经通过了安检。这个信息被用于保证旅客的安全运输。（答非所问？） 20. a)将报文从源主机发送到第一个分组交换机的时间＝7.5e6/1.5e6=5s。由于使用存储转发机制，报文从源主机到

目标主机的总时间＝5×3（跳）＝15s。

b)将第一个分组从源主机发送到第一个分组交换机的时间＝1.5e3/1.5e6=1ms.

第一个分组交换机完成接收第二个分组所需的时间＝第二个分组交换机完成接收第一个分组所需的时间＝2×1ms＝2ms。

c)目标主机收到第一个分组所需的时间＝1ms×3（跳）＝3ms，此后每1ms接收一个分组，因此完成接收5000个分组所需的时间＝3＋4999×1＝5002ms＝5.002s。可以看出采用分组传输所用的时间要少的多（几乎少1/3）。 d)缺点：

1) 分组在目标侧必须按顺序排放；

2) 报文分组产生了很多分组，由于不论包的大小如何，包头大小都是不变的，报文分组中包头子节的销耗会

高于其它方式。

21. JAVA程序试验。。。。。。略

22. 目标侧接受到第一个分组所需的时间＝

以发送所有文件所需的时间：

为了计算最小时延对应的S，对delay进行求导，则：

。之后，每（S+40）/R秒，目标测接收到一个分组。所

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2复习题

1. The Web: HTTP; file transfer: FTP; remote login: Telnet; Network News: NNTP; email: SMTP.

2. P51 网络体系结构是指以分层的方式来描述通信过程的组织体系。（例如五层网络结构）另一方面，应用体系

结构是由应用程序的研发者设计，并规定应用程序的主要结构（例如 客户机/服务器或P2P）从应用程序研发者的角度看，网络体系结构是固定的，并为应用程序提供了特定的服务集合。

3. P52 在即时讯息中，发起人连接到中心服务器，查找接收方的IP地址是典型的客户机/服务器模式。在这之后，

即时信息可以在相互通信的双方进行直接的端到端通信。不需要总是打开的中间服务器。 4. P53 发起通信的进程为客户机，等待联系的进程是服务器。

5. No. As stated in the text, all communication sessions have a client side and a server side. In a P2P file-sharing

application, the peer that is receiving a file is typically the client and the peer that is sending the file is typically the server.

6. P54 目的主机的IP地址和目的套接字的端口号。

7. 在日常生活中你或许会使用Web浏览器和邮件阅读器。你或许还会用到FTP用户代理，Telnet用户代理，音频

/视频播放器用户代理（比如Real Networks player），即时信息代理，P2P文件共享代理。

8. There are no good examples of an application that requires no data loss and timing. If you know of one, send an e-mail

to the authors.

9. 当两个通信实体在相互发送数据前第一次交换控制分组信息时使用握手协议。SMTP在应用层使用握手协议。

然而HTTP不是这样。 10. P56、57 因为与这些协议相联系的应用都要求应用数据能够被无差错的有序的接收。TCP提供这种服务，而UDP

不提供。TCP提供可靠的数据传输服务，而UDP提供的是不可靠数据传输。

11. P66 当用户第一次访问一个站点。这个站点返回一个cookie号码。这个cookie码被存储在用户主机上并由浏览

器管理。在随后的每次访问（和购买）中，浏览器将这个cookie码回送该站点。这样当用户访问该站点时，都会被该站点所知道。

12. P62 在非流水线的HTTP持久连接中，客户机只能在接收到服务器发来的前一个响应后才能发出新的请求。在

流水线的HTTP持久连接中，浏览器只要有需要就会发出请求，不需要等待服务器的响应信息。HTTP/1.1的默认模式使用了流水线方式的持久连接

13. P67 Web缓存能够使用户所希望的内容距离用户更近，或许就在用户主机所连接的局域网内。Web缓存能够减

小用户请求的所有对象的时延，即使是该对象没有被缓存，因为缓存能够减少链路上的流量。因此改善了所有应用的性能。因为一般情况下客户机与Web缓存器的瓶颈带宽要比客户机与起始服务器之间的瓶颈带宽大的多。如果用户所请求的对象在Web缓存器上，则该Web缓存器可以迅速将该对象交付给用户。 14. 实验题，应该不考吧。。。。。。

15. P70、71 FTP使用两个并行的TCP连接，一个连接用来传送控制信息（例如一个传送文件的请求），另一个连

接用于准确地传输文件。因为控制信息不是在文件传输地连接上传送，所以FTP的控制信息是带外传送的。 16. P81 信息从Alice的主机发送到她的邮件服务器，使用HTTP协议。然后邮件从Alice的邮件服务器发送到Bob

的邮件服务器，使用SMTP协议。最后Bob将邮件从他的邮件服务器接收到他的主机，使用POP3协议。 17. 无。

18. P80 在下载并删除方式下，在用户从POP服务器取回他的邮件后，信息就被删除调。这就为移动的用户带来一

个问题。因为该用户有可能想从不同的机器上访问邮件。（办公PC，家用PC等）。在下载并保留方式下，在用户取回邮件后，邮件不会被删除。这同样也会带来一些不便。因为每次当用户在一台新的机器上取回存储的邮件时，所有的没有被删除的信息都将会被传送的新的机器上（包括非常老的邮件）。

19. P88 是的，一个机构的邮件服务器和Web服务器可以有完全相同的主机名别名。MX记录被用来映射邮件服务

器的主机名到它的IP地址。如果Type＝MX，则Value是别名为Name的邮件服务器的规范主机名。RR：resource record. 为了获得邮件服务器的规范主机名，DNS客户机应当请求一条MX记录；而为了获得其他服务器的规范主机名，DNS客户机应当请求CNAME记录。Type=CNAME

20. P93 P2P文件共享系统的覆盖网络包括参与到文件共享系统中的节点和节点间的逻辑连接。如果A和B之间有

一条非永久性的TCP连接，那么我们说在A和B之间有一条逻辑连接（在图论领域被称为一条“边”）。一个覆盖网络不包括路由器。在Gnutella网络中，当一个节点想要加入到Gnutella网络，它首先发现已经在网络中

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的一个或多个节点的IP地址。然后它向这些节点发送加入请求信息。当这个节点接收到确认信息时，它就成为了Gnutella网络的一员。节点通过周期性的更新信息保持它们的逻辑连接。（在Gnutella中，对等方形成了一个抽象的逻辑网络，该网络被称为覆盖网络。用图论的术语来说，如果对等方A与另一个对等方B维护了一条TCP连接，那么我们说在A和B之间有一条边。该图由所有活跃的对等方和连接的边（持续的TCP连接）组成，该图定义了当前的Gnutella覆盖网络。

21. Three companies as of this writing (August 2004) are KaZaA, eDonkey, Bit Torrent.

Napster提供集中式目录来跟踪位于对等方中的内容。Gnutella使用全分布方法定位内容。KaZaA结合了前二者的思想，通过指派少量更有权力的对等方作为组长，利用了对等方的不均匀性，形成了一个层次覆盖网络的顶层。

22. P99、104 对于UDP服务器，没有欢迎套接字，所有来自不同客户机的数据通过同一个套接字进入服务器。对

于TCP服务器，有欢迎套接字，每次一个客户机建立一个到服务器的连接，就会建立一个新的套接字。因此，为了同时支持n个连接，服务器需要n＋1个套接字。

23. 对于TCP应用，一旦客户机开始执行，它就试图建立一个到服务器的TCP连接。如果TCP服务器没有运行，

那么客户机就会建立连接失败。对于UDP应用，客户机不需要在其执行的时候立即建立连接（或试图与UDP服务器通信）。

习题

1. a) F P62 b) T P62 c) F P61 d) F P64 Data首部行表示服务器产生并发送响应报文的日期和时间。 2. Access control commands: USER, PASS, ACT, CWD, CDUP, SMNT, REIN, QUIT.

Transfer parameter commands: PORT, PASV, TYPE, STRU, MODE. Service commands: RETR, STOR, STOU, APPE, ALLO, REST, RNFR, RNTO, ABOR, DELE,RMD, MRD, PWD, LIST, NLST, SITE, SYST, STAT, HELP, NOOP. 3. SFTP: 115, NNTP: 119.

4. Application layer protocols: DNS and HTTP Transport layer protocols: UDP for DNS; TCP for HTTP

5. Persistent connections are discussed in section 8 of RFC 2616 (the real goal of this question was to get you to retrieve

and read an RFC). Sections 8.1.2 and 8.1.2.1 of the RFC indicate that either the client or the server can indicate to the other that it is going to close the persistent connection. It does so by including the connection-token \in the Connection-header field of the http request/reply.

客户机和服务器都可以向对方声明它准备关闭持久连接。通过在HTTP请求/响应中的Connection首部行中包含Connection: close 来完成此项操作。加密服务？？？？

6. The total amount of time to get the IP address is RTT1 + RTT 2+ Λ + RTTn .Once the IP address is known, RTT0 elapses

to set up the TCP connection and another RTT0 elapses to request and receive the small object. The total response time is 2RTT0 + RTT 1+ RTT2 + Λ + RTTn

7. a)RTT 1 + Λ + RTTn+2RTT0＋3×2RTT0＝8RTT0＋RTT 1 + Λ + RTTn b) RTT 1 + Λ + RTTn+2RTT0＋2RTT0＝4RTT0＋RTT 1 + Λ + RTTn c) RTT 1 + Λ + RTTn+2RTT0＋RTT0＝3RTT0＋RTT 1 + Λ + RTTn

8. HTTP/1.0: GET, POST, HEAD.P63 当浏览器请求一个对象时，使用GET方法。HTTP客户机常常在用户提交表

单时使用POST方法，例如用户向搜索引擎提供搜索关键词。实体中包含的就是用户在表单字段中的输入值。当服务器收到HEAD方法的请求时，会用一个HTTP报文进行响应，但是并不返回请求对象。应用程序开发者常用HEAD方法进行故障跟踪。HTTP/1.1: GET, POST, HEAD, OPTIONS, PUT, DELETE, TRACE, CONNECT. See RFCs for explanations. PUT方法常与Web发布工具联合使用，它允许用户把对象上传到指定Web服务器的指定路径下。PUT方法也被那些需要向Web服务器上传对象的应用程序使用。DELETE方法允许用户或者应用程序删除Web服务器上的对象。

9. a)通过一个传输速率为R的链路传输长度为L的对象需要的时间是L/R。平均时间是对象的平均大小除以R: Δ=

(900,000 bits)/(1,500,000 bits/sec) = 0.6 sec 链路的流量强度是：βΔ＝(1.5 requests/sec)(0.6 sec/request) = 0.9. 因此，平均访问时延是：Δ/(1-βΔ)=(0.6 sec)/(1 -0 .9) = 6 seconds.因此，总的平均响应时间是：6 sec + 2 sec = 8 sec. b) 因为有40％的请求有机构的网络满足，所以访问链路的流量强度减少了40％。因此平均访问时延是：(0.6 sec)/[1 – (0.6)(0.9)] = 1.2 seconds 如果请求由缓存器满足的话，其响应时间近似为0。当缓存器未命中时，平均响应时间是1.2 sec + 2 sec = 3.2 sec 因此平均响应时间是：(0.4)(0 sec) + (0.6)(3.2 sec) = 1.92 seconds 因此平均响应

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时间由8sec减少到1.92sec。 10. 无。

11. UIDL是唯一识别码列表的缩写。当一个POP3客户端发出一个UIDL命令，服务器返回储存在用户邮箱里的所

有邮件的唯一邮件识别码。这个命令对下载并保留方式有用。通过保留上次收取的邮件的列表信息，客户能够使用UIDL命令来确定在服务器上的哪些邮件是已经被阅读过的。 12. a) C: dele 1

C: retr 2

S: (blah blah … S: ………..blah) S: .

C: dele 2 C: quit

S: +OK POP3 server signing off b) C: retr 2 S: blah blah … S: ………..blah S: . C: quit

S: +OK POP3 server signing off c) C: list S: 1 498 S: 2 912 S: . C: retr 1 S: blah ….. S: ….blah S: . C: retr 2

S: blah blah … S: ………..blah S: . C: quit

S: +OK POP3 server signing off

13. a)对于一个给定的域名，IP地址或网络管理员名的输入，whois数据库能被用来定位相应的登记人，whois服务

器，DNS服务器等。

f) 一个入侵者能使用whois数据库和nslookup工具来检测目标机构的IP地址范围，DNS服务器地址等。

g) 通过分析攻击包的源地址信息，受害者能够使用whois来掌握有关于攻击来源的域的信息，并能够通知来源域的管理员。

14. 因为是全双工链路，你在每个方向都有128kbps，上载不会影响下载。然而，对于不对称链路，由于metered acks

上载能够显著的减少下载速率。

15. 在覆盖网络中有N个节点和N(N-1)/2条边。

16. a) 在这种情况下，这五个Gnutella客户都立即知道它们少了一个邻居。考虑五个客户中的一个，比如Bob。假

设当X离开后，Bob只有三个邻居。这是Bob需要同另一个对等点建立TCP连接。Bob要有一个活跃对等点的最新列表；他不断地连接列表中地对等点知道其中一个接收它的TCP连接请求。

b)在这种情况下，Bob不能立即知道X已经离开了。只有当他尝试向X发送信息（query或ping）时，Bob才会知道X已经离开。当Bob尝试发送信息时，Bob的TCP将会产生数个不成功的连接信息。这时Bob的TCP将会通知Gnutella客户机X已经离开。然后Bob将会尝试与一个新的对等点建立TCP连接，以此重建第五个连接。 17. a)在直接连接Bob和Alice的TCP上传送QueryHit信息的优点是QueryHit信息在因特网的基本路由上传送，没

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有经过中间对等点，因此，从Bob到Alice的传送信息的时延要短。缺点是每个有匹配信息的对等点都要求Alice打开一个TCP连接；因此Alice或许不得不为一个查询打开数十或数百个TCP连接。并且，当Alice在NAT后面时情况会更复杂。

b) 当一个Query信息到达一个对等点时，该对等点就将MessageID和与信息到达相关的TCP套接字记录在列表中。当该对等点接收到带有同样MessageID的QueryHit信息时，它就检索列表来查询到它应该将信息发往哪个套接字。

c) 当Query信息到达Bob时，它将包含信息从Alice到达Bob所经过的所有对等点的IP地址的顺序列表。当Bob回传一个QueryHit信息时，它将把这个顺序列表拷贝到信息中，当一个对等点接收到QueryHit信息时，他就能用这个列表来决定它要发送的下一个对等点。

18. 对于Ping/Pong信息的状况答案没有改变，只需把Query信息变为Ping信息，QueryHit信息变为Pong信息。 19. a)每一个超级组长大约负责2002 = 40,000个对等点。因此，我们将需要大约100个超级组长来支持4百万的对

等点。

b) 每个组长将储存其子对等方共享的所有文件的元数据；一个超级组长将储存其子组长所储存的所有元数据。一个普通对等方首先将发送一个query到它的组长。这个组长将以一个匹配回应，并有可能将这个query发送给它的超级组长。超级组长将回应一个匹配信息（通过覆盖网络）。超级组长还有可能进一步将这个query发送给其他的超级组长。

20. Alice发送她的query到至多N个邻居。每个邻居又发送这个query到至多M=N-1个邻居。这些邻居中的每一个

又将这个query发送到至多M个邻居，因此最大的查询报文数为： N + NM + NM2 + … + NM(K-1)= N(1 + M + M2 + … + M(K-1) ) = N(1-MK)/(1-M)= N[(N-1)K- 1]/(N-2) .

21. a)如果先运行TCP客户机，那么客户机将试图与不存在的服务器进程建立TCP连接。TCP连接将无法完成。 b) UDP客户机不和服务器建立TCP连接。因此，先运行UDP客户机，再运行UDP服务器是可以的，不会出错。当客户机和服务器运行起来后，你可以使用该应用程序再客户机上输入一行。

d) 如果使用了不同的端口号，那么客户机将会试图和一个错误的进程或一个不存在的进程建立TCP连接，将会出错。

22. See Web-server programming assignment for this chapter for guidance.

23. 在原来的行中，UDP客户机在创建一个套接字时没有指定端口号，在这种情况下，编码让下面的操作系统选择

一个端口号。在替换行中，当UPD客户机执行时，一个UDP套接字以端口号5432建立。UDP服务器需要知道客户机端口号以便于它能够将分组回送给正确的客户机套接字。查看UDP服务器的编码我们就会看到客户机的端口号不是固定在服务器编码中的；相反，UDP服务器通过拆开它从客户机接收到的数据报（使用getPort()）来确定客户机的端口号。因此UDP服务器能与客户机的任何端口号协同工作，包括5432。所以UDP服务器不需要修改。 Before:

Client socket = x (chosen by OS) Server socket = 9876 After:

Client socket = 5432 Server socket = 9876

3复习题

1. P127 源端口号为y，目的端口号为x。

2. P 131 应用程序开发者可能不想其应用程序使用TCP的拥塞控制，因为这会在出现拥塞时降低应用程序的传输

速率。通常，IP电话和IP视频会议应用程序的设计者选择让他们的应用程序运行在UDP上，因为他们想要避免TCP的拥塞控制。还有，一些应用不需要TCP提供的可靠数据传输。

3. P131 是的，应用程序开发者可以将可靠数据传输放到应用层协议中完成。但是这需要相当大的工作量和进行调

试。

4. a) false b) false c) true d) false e) true f) false g) false

5. a) 20 bytes (110-90=20bytes) b) ack number = 90 P155 第一个包丢失，发送第一个包之前的一个包的ACK

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6. P155 3个报文段，第一个报文段，客户机到服务器，seq＝43，ack＝80；第二个报文段，服务器到客户机，seq

＝80，ack＝44；第三个报文段，客户机到服务器，seq＝44，ack＝81。 7. R/2 P180 R/2

8. P176 错误，其阈值将被设置为拥塞窗口目前值的一半（乘性减）。

习题

1. A →S 源端口号：467 目的端口号：23 b) B →S源端口号：513目的端口号：23 c) S →A源端口号：23目的端口号：467 d) S →B源端口号：23目的端口号：513 e) Yes. f) No.

2. P128 假设主机A,B,C的IP地址为a,b,c.（a,b,c各不相同）

到主机A:源端口＝80，源IP地址＝b, 目的端口＝26145，目的IP地址＝a；

到主机C:左边进程：源端口＝80，源IP地址＝b, 目的端口＝7532，目的IP地址＝c； 到主机C:右边进程：源端口＝80，源IP地址＝b, 目的端口＝26145，目的IP地址＝c； 3. P132 UDP检查和

01010101 +01110000 11000101 11000101 +01001100 00010001

1的补码＝11101110

为了检测错误，接收方将四个字相加（三个原始字和一个检测字）。如果结果包含0，那么接收方就知道分组中存在错误。所有的1bit错误都将被检测出来，但是年个个比特的错误有可能被忽略（例如，如果第一个字的最后一个数变为0，并且第二个字的最后最后一个数变为1）。

4. P138 假设发送方处于“等待来自上层的调用1”状态，接收方处于“等待来自下层的1”。发送方发送一个带

有序列号1的分组，然后转到“等待ACK或NAK1”的状态等待ACK或NAK。假设现在接收方正确接收到带有序列号1的分组，发送一个ACK，然后转入“等待来自下层的0“状态，等待带有序列号0的分组。然而，ACK出错了。当rdt2.1发送方接收到出错的ACK，它就重发带有序列号1的分组。然而，接收方在等待带有序列号0的分组并在它没有收到带有序列号0的分组时一直发送NAK。因此发送方会一直发送带有序列号1的分组，这时接收方会一直发送这个分组的NAK信息。两边都不会从这个状态中跳出，进入了死循环。

5. P140 为了回答这个问题，首先考虑为什么我们需要序列号。我们看到发送方需要序列号以便于接收方能够区分

出一个分组是不是已经接收到的分组的重复。考虑ACK信息，发送方不需要这个信息（也就是一个ACK的序列号）来告诉发送方检测到一个重复的ACK.因为当他接收到原始ACK信息后它就转入下一个状态，所以一个重复的ACK信息对rdt3.0的发送方是很明显的。重复的ACK信息不是发送方需要的ACK信息，因此被red3.0发送方忽略了。

6. P139 rdt3.0协议的发送方与rdt2.2协议的发送方的不同之处在于引入了超时机制.我们已经看到超时机制地引入

增加了从发送方到接收方数据流中出现重复分组地可能性.然而,rdt2.2协议地接收方已经能够处理重复分组.(在rdt2.2中当接收方发送地ACK丢失时,发送方就会重传旧的数据.这时接收方就会接收到重复的分组.) 因此rdt3.0中的接收方同rdt2.2中的接收方相同.

7. Suppose the protocol has been in operation for some time. The sender is in state “Wait for call from above” (top left

hand corner) and the receiver is in state “Wait for 0 from below”. The scenarios for corrupted data and corrupted ACK are shown in Figure 1.

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Figure 1: rdt 3.0 scenarios: corrupted data, corrupted ACK

8. P138 这里,我们加入一个定时器,它的值比我们已知的往返传播时延大.我们在”等待ACK或NAK0”和”等待ACK

或NAK1”状态各加入一个超时事件.如果超时事件出现,那么最后传输的分组将被重传.让我们看看为什么这个协议仍然能和rdt2.1的接收方协同工作.假设超时是由数据分组的丢失引起的,比如,一个从发送方到接收方的信道上的分组丢失.在这种情况下,接收方从没有接收过之前传送的分组,从接收方的角度看,如果超时重传的分组被接收到,它看起来就和最初传输的分组被接收是一样的.现在假设一个ACK丢失.接收方最终将由于超时重传分组.但是这个重传动作是和当一个错误ACK出现时的重传动作是完全相同的.因此当出现ACK丢失或出现错误ACK时,发送方的重传动作是一样的.rdt2.1的接收方已经能够处理出现错误ACK的状况.

9. 协议仍将工作,因为如果接收到的带有错误的分组实际上被丢掉的话,重传就会发生(从接收方的观点看,这两种情

况哪一个会发生,或者同时发生是不可知的).要对这个问题进行更进一步的讨论,就必须考虑到定时器超时过早发生的情况.在这种情况下,如果每个超大分组被确认,并且每个接收的超大分组确认信息导致另一个超大分组被发送,当n趋近于无穷时,分组n被发送的次数将无限增加. 10.

11. 在仅使用NAK的协议中,只有当接收到分组x+1时才能检测到分组x的丢失.也就是说接收方接收到x-1然后接

收到x+1,只有当接收方接收到x+1时才发现x的丢失.如果在传输x和传输x+1之间有很长时间的延时,那么在只有NAK的协议中,x的修复要花费很长的时间.另一方面,如果要发送大量的数据,那么在只有NAK的协议中修复的速度将很快.并且,如果错误很少,那么NAK只是偶尔发送,并且从不发送ACK.与只有ACK的情况相比,只有NAK的情况将明显减少反馈时间.

12. It takes 8 microseconds (or 0.008 milliseconds) to send a packet. in order for the senderto be busy 90 percent of the time,

we must have util = 0.9 = (0.008n) / 30.016 or n approximately 3377 packets.

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13. 在GBN可靠数据传输协议中,发送方持续发送分组直到它接收到一个NAK.如果到n-1之前的分组已经被正确的

接收,这个NAK只是为分组n产生.也就是说,n总是未被接收的分组的最小序号.当发送方接收到分组n的NAK,它从分组n开始重传.这和书上讲的GBN协议相类似,除了在流水线上没有未被确认分组的最大数.注意发送方不能确切的直到有多少分组未被确认.如果当前的序号是k,最后一个NAK是分组n的,那么在流水线上或许就有k-(n-1)的分组未被确认.还要注意接收方只有在接收到更高序列号的分组时才能确认分组n的丢失.(接收分组的序列号的空缺告诉接收方位于孔雀位置的分组丢失).因此,对于接收方,当数据速率低时,(比如,两个分组之间的时间比较长),将会比数据速率高时花费更长的时间来确认分组的丢失.

14. 在我们的解决方案中,发送方在接收到一对报文的ACK(seqnum和seqnum+1)后才开始发送下一对报文.数据分组

携带有两bit的序列码.也就是说,游泳的序列号是0,1,2,3.ACK信息携带已经确认的数据分组的序列号.接收方和发送方的FSM由下图所示.注意发送状态记录:(1)当前对没有收到ACKs;(2)只收到seqnum的ACK或只收到seqnum+1的ACK.在本图中,我们假设seqnum由0起始,发送方已经发送第一对数据.

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15. 这个问题是简单停等协议rdt3.0的变种.因为信道有可能丢失数据,还因为在其中一个接收方已经接收到数据的情

况下发送方也有可能重传数据.(要么是因为定时器超时过早发生,要么是因为另一个接收方还没有正确的接收数据),所以序列号是必须的.就像是在rdt3.0中一样,在这里一个0-bit序列号是必须的.发送方和接收方的FSM如下图所示.在这个问题中,发送方状态显示发送方是否只从B接收到ACK,只从C接收到ACK,还是从B和C都没有接收到ACK.接收方状态显示是否接收到的序列号是接收方等待的序列号.

16. a) 在这里的窗口长度为N=3,假设接收方已经接收到分组k-1,并且已经对该分组以及之前的所有分组进行了确认.

如果所有这些确认信息都已经被发送方接收,那么发送方的窗口是[k,k+N-1].接下来假设所有这些ACK都没有被发送方接收.在这种情况下,发送方的窗口包含k-1和直到包括k-1之前的N的分组.因此发送方的窗口是[k-N,k-1].因此,发送方的窗口大小是3,并且从[k-N,k]中的某个数开始.

b) 如果接收方在等待分组k,那么它已经接收(并确认)了分组k-1以及在这之前的N-1个分组.如果所有这N的ACK都没有被发送方接收到,那么值为[k-N,k-1]的ACK信息可能仍在回传.因为发送方已经发送了分组[k-N,k-1],那么发送方肯定已经接收到了分组k-N-1的ACK.一旦接收方发送了分组k-N-1的ACK,它就不会在发送低于k-N-1的分组的ACK.因此发送方接收到的所有报文的ACK字段的可能值为从k-N-1到k-1.

17. 因为A-to-B信道会丢失请求报文.A将需要超时timeout和重传请求信息.(为了能重丢失中恢复过来).因为信道时

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延是未知且变化的,A有可能发送重复的请求(比如,重传一个已经被B接收到的请求).为了能够检测出重复的请求报文,协议将使用序列号.1-bit序列号就能够满足停/等类型的请求/响应协议的需求. ? “Wait for Request 0 from above”这里请求方在等待一个来自上层的请求一个单元数据的命令.当它接收到来自

上层的请求是,它就向B发送一个请求报文R0,启动一个计时器并将状态转移到”Wait for D0”等待D0状态.当处于”Wait for Request 0 from above”状态是,A忽略它从B接收到的所有信息.

? “Wait for D0”在这里请求方等待来自B的D0数据报文.A的计时器在这个状态是一直运行的.如果计时器超

时,A重新发送一个R0报文,重启计时器并保持这个状态.如果接收到来自B的D0报文,A停止计时器,并将状态转移到”Wait for Request 1from above”等待来自上层的调用1.如果A在这个状态接收到一个D1数据报文,它将把此忽略.

? “Wait for Request 1 from above”在这里请求方再次等待来自上层的请求一个单元数据的命令.当它从上层接

收到一个请求时,它向B发送一个请求报文R1,启动计时器并将状态转移到”Wait for D1”.当处于Wait for Request 1 from above状态时,A忽略从B接收到的任何数据. ? “Wait for D1”.在这里请求方等待来自B的D1数据报文.在这个状态A的计时器一直在运行.如果计时器超时,A

将发送另一个R1报文,重启计时器并保持这个状态.如果接收到来自B的D1报文,A停止计时器,并将状态转移到”Wait for Request 0 from above”在这个状态A将忽略重B接收到的信息. 数据提供方B只有两个状态:

? “Send D0”.在这种状态,B持续通过发送D0来回应接收到的R0报文.并保持这个状态.如果B接收到一个R1

报文,它就直到D0报文已经被正确接收.因此就将这个D0数据丢失(因为它已经被另一端接收).并转移到”Send D1”状态.在这种状态它将用D1回应下一个请求报文.

? “Send D1” 在这种状态,B持续通过发送D1来回应接收到的R1报文,并保持在这个状态.如果B接收到一个

R0报文,它就由此直到D1报文已经被正确接收,并转移到”Send D1”状态.

18. 为了避免图3.27出现的情况,我们要避免让接受者窗口的最前端(也就是具有最高序列号的那个)与发送窗口的最

尾端(发送窗口中的具有最低序列号的那个)交迭在同一个序列号空间中.也就是说,序列号空间必须足够大到让整个接收窗口和整个发送窗口在此序列号空间中不会出现交迭.因此,我们需要测定在任何给定时刻由接收方和发送方覆盖的序列号有多大.假设接收方等待的最低序列号是分组m的序列号.在这种情况下,接收方窗口是[m, m+w-1],并且它已经接收(并确认)了分组m-1和此前的w-1个分组,这里w是窗口的尺寸.如果所有这w个ACK都没有被发送方接收到,那么值为[m-w ,m-1]的ACK报文将仍被传回.如果带有这些ACK号码的ACK都没有被发送方接收,那么发送方的窗口将是[m-w, m-1].因此,发送窗口的最低边界是m-w,接收窗口的最大边界是m+w-1.为了使接收窗口的前沿和发送窗口的后沿不出现交迭,因此序列号空间必须大到能过容纳2w长度的序列号.也就是说,序列号空间长度必须至少使窗口长度的两倍k ≥ 2w.

19. a)正确,假设发送方窗口大小为3,在t0时刻发送分组1,2,3.在t1(t1>t0)时刻接收方确认1,2,3.在t2(t2>t1)时刻发送

方计时器超时,重发1,2,3.在t3时刻接收到重复的分组并重新确认1,2,3.在t4时刻发送方接收到接收方在t1时刻发送的ACK,并将其窗口前移到4,5,6.在t5时刻发送方接收到接收方在t2发送的ACK1,2,3.这些ACK是在当前窗口之外的报文的ACK.

b) 是的,本质上同a中是一样的. c) True.

d) 正确.当窗口尺寸为1时,SR,GBN,的比特交替协议在功能上相同.窗口尺寸1排除了失序分组的可能性.在这种情况下,一个累积的ACK就是一个普通的ACK.因为在窗口内它只能与一个分组有关. 20. 有232 = 4,294,967,296个可能的序列号.

a) 序列号不会因报文数增加而有增量,而是随发送数据比特数量的增加而有增量.所以MSS(最大报文长度)的大小与问题无关.能够从A发送到B的文件的最大尺寸能被232 ≈ 4.19 Gbytes所描述.

b) 报文数是: [232/1460]=2,941,758.每个报文增加66bytes的首部,所以总共增加了2,941,758×66＝194,156,028 bytes的首部.要传输的总比特数为232 +194,156,028 = 3,591×107 bits 因此使用10Mbps链路需要10×106=3,591秒=59分钟来传输文件. 21. Denote EstimatedRTT (n) for the estimate after the nth sample.

EstimatedRTT (1) = SampleRTT1

EstimatedRTT (2) = xSampleRTT1 + (1 ? x)SampleRTT2

EstimatedRTT (3) = xSampleRTT(1 )+(1-x)[xSampleRTT2 + (1? x) SampleRTT3]

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= xSampleRTT1 + (1 ? x)xSampleRTT2+ (1 ? x)2 SampleRTT3 EstimatedRTT (4) = xSampleRTT1 + (1 ? x)EstimatedRTT(3)

= xSampleRTT1 + (1 ? x)xSampleRTT2+ (1 ? x)2 xSampleRTT3 + (1 ? x) 3SampleRTT4 b)

感觉应该是j-1

c)

22.

23.

24.

25.

26.

27.

让我们看看如果TCP测量重传报文的SampleRTT会出现什么情况.假设源发送分组P1,P1的定时器超时,源接着发送P2---同一个分组的一个新的拷贝.进一步假设源测量P2的SampleRTT(重传的分组).最后假设在传输P2后很快P1的ACK到达.源将错误的把这个ACK当作P2的ACK,并计算出错误SampleRTT值.

SendBase:是最近未被确认的字节的序号.SendBase-1是接收方已正确按序接收到数据的最后一个字节的序号. LastByteRcvd:从网络中到达的并且已经放入主机B接收缓存中的数据流最后一个字节的编号.

在任一给定时刻t,SendBase-1是发送方知道的已经被接收方正确的按序接收的最后一个比特的序列号.在t时刻被接收方(正确的和按序的)接收到的真正的最后一个byte要比在链路上传输的ACK要大所以 SendBase–1 ≤ LastByteRcvd

y:发送方接收到的最新ACK的值

在t时刻,发送方接收到的ACK的值为y,据此发送方可以确认接收方已经接收了序号到y-1的数据.如果y ≤SendBase或在线路上有其他的ACK,在t时刻接收方(正确的和按序的)接收到的真正的最后一个byte要比y-1大.所以y-1 ≤ LastByteRvcd

假设发送了分组n,n+1,n+2,并且分组n被接收并被确认.如果分组n+1和n+2在端到端的路径上被重新排序)也就是说,被以n+2,n+1的顺序接收),那么在收到第一个冗余ACK就重传的策略下,在接收到分组n+2时将产生一个分组n的冗余ACK,这将引起重传发生.在接收到3个冗余ACK才执行重传的策略下,只有在分组n后面的两个分组被正确接收,然而分组n+1没有被接收的情况下,重传才会发生.设计三个冗余ACK策略的设计者可能感觉等待两个分组(而不是一个)是在当需要时触发快速重传和当分组重新排序时不进行过早的重传之间权衡的结果. P171 如果在图3.45b中到达速率的增加超过了R/2,那么到达队列的总到达速率将超过队列的容量,这将导致随着到达速率的增加包的丢失也随之增加.当到达速率=R/2时,每3个离开队列的分组中就有1个是重传分组.随着丢失的增加,甚至是离开队列的分组的较大分片都将是重传数据.即使是将离开队列的最大离去速率给定为R/2,并给定随到达速率的增加1/3或更多的数据将被传输.成功递交数据的吞吐量也不会超过λout.同样的原因,如果离开队列的分组中有一般的分组为重传分组,并且输出分组的最大速率是R/2,那么λout的最大值是(R/2)/2 or R/4. P178 收到3个冗余ACK后，TCP将拥塞窗口减小一般，然后线性地增长。但是超时事件发生时，TCP发送方进入一个慢启动阶段，即它将拥塞窗口设置为1MSS，然后窗口长度以指数速度增长。拥塞窗口持续以指数速度增长，知道CongWin达到超时事件前窗口值地一半为止。此后，CongWin以线型速率增长，就像收到3个冗余ACK一样。

a)运行TCP慢启动的时间间隔是[1,6]和[23,26]

b)运行TCP避免拥塞时的时间间隔是[1,6]和[17,22]

c)在第16个传输周期后，通过3个冗余ACK能够检测到一个报文段丢失。如果有一个超时，拥塞窗口尺寸将减小为1。

d) 在第22个传输周期后，因为超时能够检测到一个报文段丢失，因此拥塞窗口的尺寸被设置为1。 e) Threshold的初始值设置为32，因为在这个窗口尺寸是慢启动停止，避免拥塞开始。

f) 当检测到报文段丢失时，threshold被设置为拥塞窗口值的一半。当在第16个周期检测到丢失时，拥塞窗口

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通过C只需要4跳就可以到达Z,那么D的转发表就应该做相应的修改.

25. 使用OSPF（开放最短路径优先）时,一个路由器周期性向自治系统内所有的其它路由器广播选路信息,而不仅

仅是向其相邻路由器广播.这个由路由器发出的路由信息中,该路由器到每个邻近路由器的距离信息都显示为一个相应的条目.使用RIP（选路信息协议）时,一个路由器只向邻近的路由器发送通告,通告中包括该路由器到AS内所有目的子网全部网络的信息(经过哪个路由器,需要多少跳到达目的子网). 26. 路径上ASs的顺序.

27. 因为AS内部选路和AS间选路存在选路目标上的差别(1)策略:在AS之间,策略问题时至关重要的,而AS内部,

一切都是以相同的管理控制名义进行的,因此策略问题在AS内部不太重要;(2)规模:一个选路算法及其数据结构在处理大量网络的选路或大量网络之间的选路时的适应能力是AS间选路的一个关键问题,而在AS内部,可缩扩性是第二关心的问题;(3)性能:由于AS间选路是面向策略的,因此所用路由质量(如性能)通常是次要关心的问题,而在AS内部,选路要考虑的问题更多的集中在一条路由实现的性能级别上.

28. ISP C可以通过BGP的MED建议ISP B从东岸对等点路径到达ISP D.例如,ISP C的东岸BGP路由器可以提供

一个到IPS D的MED值为5的路由,而ISP C的西岸可以提供一个到ISP D的MED值为10 的路由,由于是基于低代价选择路由,ISP B 知道ISP C选择从东岸接收通信.实际上,路由器可以忽略MED值,因此ISP B也可以用热土豆选路法从ISP C的西岸对等点向ISP D发送通信.(以上纯属直译,本人不知所云,晕ing).

29. 子网:是一个大网络中的一部分,一个子网内是不含路由器的,它的边界由路由器和主机端口决定.前缀:是一

个CDIR化的地址的网络部分,地址写成a.b.c.d/x的形式,一个前缀覆盖一个或多个子网.BGP路由:当一个路由器通过BGP会话通告一个前缀时,它随着前缀包括一些BGP属性.用BGP的术语来说,带有属性的前缀被称为一个BGP路由.

30. NEXT-HOP属性标明一条给定前缀的通告路径(在AS外接收通告)上的第一个路由器的IP地址.路由器在配置转

发表时使用NEXT-HOP属性.AS-PATH:路由器使用AS-PATH属性来检测和防止循环通告,路由器也使用AS-PATH属性对相同的前缀在多条路径中进行选择.

31. 一个第一层的ISP B不会去传送其它两个第一层ISP (A和C)之间的通信流, 这是由于B有同等的协议.要实

现这一策略,ISP B不会经过C发送到A路由的通告,也不会经过A发送到C路由的通告.

32. N次单播有几个缺点:(1)效率:同一个分组的多份拷贝需经过同一条链路发送到可能的多个链路上.这样,源节

点必须生成同一分组的多分拷贝.(2)寻址:源节点必须找到所有接收方的地址.

33. (a)无控制洪泛:真;控制洪泛:真;生成树广播:假.(b)无控制洪泛:真;控制洪泛:假;生成树广播:假. 34. 不用.

35. IGMP（互联网组管理协议）是只运行在一台主机和与其直接相连的多播路由器(第一跳多播路由器)之间的协

议.IGMP允许一个主机指定(到第一条多播路由器)一个想加入的多播组.然后,该多播路由器与其它多播路由器一起工作(也就是运行一个多播路由协议),以确保主机与所加入组相应的最后一跳路由器之间正常的数据通信.

36. 一棵组共享树,所有的发送者用同一个路由选择树来发送它们的多播通信.而一棵基于源的树,来自给定源的

多播数据报通过一个专门为这个源建立的路由选择树选择路由.如此,每个源都会有一个不同的基于源的树,而路由器必须了解多个所给多播组的基于源的树.

习题

1. a.对于一个面相连接的网络来说,路由器故障会影响到这个连接的所有路由.至少需要出现故障的路由器上游

的路由器重新建立一个新的到目标节点的下行部分的路径,同时,发出一个信息,该信息包含所有与建立一个新的路径有关要求.而且,先前路径中出现故障的路由器下游的所有路由器都必须拆除这个故障连接,同时发出另一个信息,包含了与所要做的事情有关的所有要求.

对于面向无连接的数据报网络来说,不会需要用于建立一个新的下行路径或者拆除一个旧的下行路径信令.然而我们知道,由于要考虑到出故障的路由器,路由表将需要更新(不论是用链路状态算法还是距离向量算法).我们知道运用距离向量算法,我们有时可以把路由表的变化定位在出故障的路由器附近的范围内.因此,数据报网络是更可取的.

b.为了让路由器能够确定一条输出链路的延时(或延时的界限),就需要知道通过这条链路传输的所有会话通信的特性.也就是说,路由器必须知道内部每一个会话的状态,这对于一个面相连接的网络是有可以能的,但是对于一个面向无连接的网络则不可能.此时面向连接的网络更加可取.

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2. a. 一个链路能够承载的最大虚电路数量=2=65536

b.中心节点可以从0到65535中任取一个VC号.这种情况下,进行中的虚电路数量小于65536而没有相同的未用VC号是不可能的.

c.每一个链路可以自由的从0到65535中分配一个VC号.因此,很可能一个虚电路每一个链路在它的路径上都有各不相同的VC号.而虚电路路径上的每一个路由器都需要为到达的分组更换一个与输出链路有关的VC号. 3. 虚电路转发表中,分别为:入接口,入VC码,出接口,出VC码.数据报网络转发表中,分别为:目标地址,出接口. 4. a.不能为新的虚电路分配VC号.

4

b.每个链路有2个可用的VC号,共4条链路,因此共有2＝16种不同的组合.

5. 在一个虚电路网络中,,存在一条端到端的连接,而这条路径上的每个路由器都必须保持这个连接状态,因此术

语称作连接服务.在一个基于无连接网络层的面向连接运输服务中(如基于IP的TCP传输)由终端系统保持连接状态,而路由器并不清楚是怎么样连接的,因此,术语中称作面相连接服务.

6. 为解释为什么会这样,让我们来看一个实际的设计实例.为简要起见,假设所有的分组都是相同大小的.交换系

统是基于时分复用的:时间被分为帧,而每一帧又分为n个时隙,而每个时隙结构中需要交换一个分组,每一条输入线路对应一帧中的一个时隙,由于输入线路中的每一帧最多只有一个分组到达,因此交换结构可以处理每一帧的所有分组.

7. 前缀匹配 接口

11100000 0 11100001 00000000 1 11100001 2 其它 3

第一个目的地址:3;第二个:1;的三个:2.

8. 目标地址范围 接口

00000000到00111111 0 01000000到01111111 1 10000000到10111111 2 11000000到11111111 3

6

每个范围内地址的数量=2=64个

9. 目标地址范围 接口

10000000到10111111(64) 0 11000000到11011111(32) 1 11100000到11111111(32) 2 00000000到01111111(128) 3 P220

10. 223.1.17.0/25

223.1.17.128/26 223.1.17.192/26

11. 目标地址 接口

200.23.16/21 0 200.23.24/24 1 200.23.24/21 2 其它 3 12. 目标地址 接口

224/8 0 225.0/16 1 225/8 2 其它 3

13. 101.101.101.65到101.101.101.127中任何一个都可以

四个子网分别为:101.101.101.64/28; 101.101.101.80/28; 101.101.101.96/28; 101.101.101.112/28

16

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14. a.

子网A:214.97.255/24(256个地址)

子网B:214.97.254.0/25到214.97.254.0/29(128-8=120个地址) 子网C:214.97.254.128/25(128个地址) 子网D:214.97.254.0/31(2个地址) 子网E:214.97.254.2/31(2个地址) 子网F:214.97.254.4/30(4个地址)

b.为了简要起见,假设没有报文是以路由器为目标终点的, 路由器1

最长前缀匹配 出口 11010110 01100001 11111111 子网A 11010110 01100001 11111110 0000000 子网D 11010110 01100001 11111110 000001 子网F 路由器2

最长前缀匹配 出口 11010110 01100001 11111110 0000000 子网D 11010110 01100001 11111110 0 子网B 11010110 01100001 11111110 0000001 子网E 路由器3

最长前缀匹配 出口 11010110 01100001 11111110 000001 子网F 11010110 01100001 11111110 0000001 子网E 11010110 01100001 11111110 1 子网C

15. P219 报文段的最大尺寸为480(20bytes IP首部),因此产生的报文段的个数=[(3000-20)/480]=7([]表示取

整)

每个报文段都会有一个标识码为422.除了最后一个报文段,每个报文段的大小都为500bytes(包括IP首部).最后一个报文段大小为120bytes(包括IP首部).这7个报文段的偏移量分别为0,60,120,180,240,300,360.前6个报文段flag=1;最后一个报文段flag=0.

16. MP3文件大小为4000000bytes.假设用TCP分段传送数据,而每个TCP报文段都会有20bytes的包头,所以每个

数据报可以传送1500-40=1460bytes的MP3文件.所需数据报数量=[4000000/1460]=2740个.除了最后一个数据报,其它所有数据报大小都为1500bytes,最后一个数据报为1060+40=1100bytes.偏移量跨度为185. 17. a.本地地址:192.168.0.1 192.168.0.2 192.168.0.3路由器接口地址192.168.0.4

NAT转换表

WAN侧 LAN侧

126.13.89.67,4000 ??? 192.168.0.1,3345

128.119.40.86,4000 192.168.0.1,3345 128.119.40.86,4001 192.168.0.1,3346 128.119.40.86,4002 192.168.0.2,3445 128.119.40.86,4003 192.168.0.2,3446 128.119.40.86,4004 192.168.0.3,3545 128.119.40.86,4005 192.168.0.3,3546

18. a.我们来分析一下当Arnold试图与Bernard建立一个TCP连接的时会发生什么.Arnold发出一个TCP SYN分

组,带有目标地址138.76.29.7以及一些目标端口号,如x.当NAT网收到这个TCP SYN分组时,由于没有条目指明如何从WAN侧建立连接,NAT不知道应该将这个分组送到内网的哪个主机.因此,NAT会丢弃这个SYN分组. b.在Arnold和Candy, Candy和Bernard之间已经存在了TCP连接,通过这两个TCP连接,Arnold可以给Bernard发送一条信息,更确切的说,Arnold可以要求Bernard申请建立一条直接从Bernard到Arnold的TCP连接.由于是Bernard要求发起连接,因此,可以经过Barnard的NAT建立这个连接.只要在Arnold和Barnard之间建立了这条直接的TCP连接,Arnold就可以要求Bernard通过这个直接的TCP连接传送文件了.

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19. 不可能设计出这种技术.为了直接在Arnold与Barnard之间建立TCP连接,必须由Arnold和Bernard之一申

请建立他们之间的TCP连接,而覆盖Arnold和Bernard的NAT会将从WAN侧到达的SYN分组丢弃,因此如果Arnold和Bernard都在NAT之后,则他们都不能申请建立一个TCP连接. 20.

21.

22.

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23.

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24. 这个问题的用词是模棱两可的.我们对它的理解是“从算法第一次进行计算开始的迭代次数”(也就是说,假设

某个节点最初只知道到达它的邻节点的费用).我们假设算法是同步进行的(也就是说,从同一时刻起,所有节点同时计算出它们的距离表,并交换表).

每一次迭代,节点与它的邻节点交换距离表.因此,假设你是节点A,你的邻节点是B,在一次迭代之后,所有B的邻节点(都是距离你1到2跳的节点)都会知道通向你的1跳或2跳的最少费用路径(在B告诉它的所有邻节点要到达你所需的费用之后).

用d表示网络的直径----网络中任意两个节点之间非环路的最长路径的长度.经过d-1次迭代后,所有的节点都会知道一个到达所有其它节点需要d跳或更少跳的最短路径.由于任何多于d跳的路径必定含有环路(含有环路的路径比不含环路的路径费用更大),因此,该算法最多经过d-1次迭代后结束.

另外, 除非特别指定了链路费用的限制, 否则因为链路费用变化而调用DV算法,不会影响到完成迭代计算所需迭代次数的限制.

25. a.Dx(y)=4; Dx(w)=1; Dx(u)=6.

b.首先考虑如果c(x,y)变化.不论c(x,y)变大或者变小(只要c(x,y)大于0),从x到u的最小费用路径仍然为经过W,所需费用为6.所以,c(x,y)发生变化x不用通知任何邻节点发生了变化.现在考虑c(x,w)变化时:如果c(x,w)=m<=5,那么到u的最小费用路径仍然为经过w,而费用变为5+m. x将通知它的邻节点这一费用变化.如果c(x,y)=n>5,那么最小费用路径变为经过y,费用为10;x将通知它的邻节点这一费用变化.

c.c(x,y)发生任何变化,执行距离向量算法后,x将不通知其邻节点有一条通向u的新的最低费用路径. 26.

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27. 由于在BGP中从AS到目标点的路径信息是可以得到的,路径环路的检测就很简单了-如果一个BGP对等点收到

一个路径中包含它自己AS号的路由,那么使用该路由就会产生环路.

28. C要使B处理所有东岸的B到D流量的一个方法是,C只从它的东岸对等点公布到D的路由. 29.

在上图解答中,由于x收到的到达y和到达w

的路由中都不包含AC之间的链接,因此x看不见AC之间的连接(也就是说,x收到的到达目的节点路由公告中没有同时出现AS A和AS C的).w的同理.

30. 最低费用树为:s到t(费用1),u到t(费用2),v到u(费用1),w到v(费用1),y到v(费用1).

我们可以对该树为最小费用的原因做如下的非形式化的讨论:u,v,w,和y之间相互连接所需的最小费用为3,要将s连接到u,v,w,y中最小费用为3(通过t). 31. 如图所示:

32个用户通过路由器二叉树连接到发送方.采用网络层广播的话,消息拷贝在每个链路中只传播以一次.一共有62(2+4+8+16+32)个链路交叉(所以费用为64).采用单播模拟的话,发送方将信息拷贝发送到任意一个接收方都要经过一条5跳的路径.一共有160(5*32)个链路交叉(费用160).

所有接收方连成一线,发送方在线的一侧,这种网络拓扑使单播模拟与真正的网络层广播产生的费用相差最大. 32.

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图中粗线指出了从A到所有目标节点的最短路径树.还可能有其它的解决方法.在这一树中,B没有到达C或D的路由. 33.

34. 所给网络拓扑的基于中心的树为:将A连到D,B连到C,E连到C,F连到C(都是直接连接).这个基于中心的树与

最小费用树不相同. 35. 如图:

运用Dijkstra算法,将A作为源,则最低单播费用路径树为连接AC,AB,和BD,总费用为20.而最低费用路径树为:连接AB,BD,DC,费用只有11.

t-1

36. 1个时间步后3个拷贝被发送,2个时间不后6个,3个时间步后12个??t个时间步后3*2拷贝在那个时间

步被发送.

37. 协议必须在应用层建立.例如:一个应用程序将向所有的其它组员以应用层信息的方式循环广播它的标识. 38. 一个简单的应用层协议将使所有的所有组员知道其它组员的标识,应用在任何情况下都会发出一个包括对于

其它所有节点标识的多播信息.由于多播信道在多播应用本身的数据同时分发标识信息,因此这个协议是带内传输的.用现存的多播分发机制完成信号的带内传输使得这个设计变的十分简单. 39. 32-4=28bits可以用于多播地址,所以,多播地址的数量为:N=2的28次方个.所以

-9

两个多播组地址冲突的几率为: 1/N=2的-28次方=3.73*10

1000个多播组的就直接看英语答案吧,最后那句话的大概的意思是:“忽略cross-product term(不知道是什么东西??)的话,近似结果为:??”

5复习题

1. 虽然每条链路都能保证数据包在端到端的传输中不发生差错，但它不能保证IP数据包是按照正确的顺序到达最

终的目的地。IP数据包可以使用不同的路由通过网络，到达接收端的顺序会不一致，因此，TCP需要用来使字

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节流按正确的序号到达接收端。

2. 链路层能够向网络层提供的服务有：成帧，链路接入，可靠传送，流量控制，纠错，检错，全双工传输等。

其中，在IP中有的服务是：成帧，检错。

在TCP有的服务是：成帧，可靠传送，流量控制，检错以及全双工传输。

3. 会出现冲突。因为当一个节点在传输数据的同时，又开始接受数据，这种情况下必然会发生冲突。 4. 时隙ALOHA：1，2和4（时隙ALOHA只是部分分散，因为它要求所有节点的时钟同步）。令牌传输：1，2，

3和4. 5. 略

6. 当一个节点传送一个帧时，该节点只有在此帧在整个环网中传播一遍后才释放令牌，这样，如果L/R比传播延

时小，令牌环协议的效率将是很低的。

7. 248个MAC addresses; 232个 IPv4 addresses; 2128 个IPv6 addresses

8. c的适配器会处理这些帧，但是不会将这些帧中的IP数据包传递给c。

如果A使用的是广播地址，则c不仅会处理而且会传递这些数据包。

9. ARP查询要在广播帧中发送是因为查询主机不知道哪个适配器的地址对应于要查询的IP地址。而ARP响应时，

由于发送节点知道要给哪个适配器发送响应，所以该响应在包含具体目的MAC地址的帧中发送，而不必发送广播帧。

10. 不可能。每个ARP模块管理该局域网内的适配器，并且每个适配器（MAC）拥有唯一的LAN地址。 11. 这三种以太网技术具有相同的帧结构。

12. 每个比特发生一次跳变，由于是全1码，因此每两个比特之间也会发生跳变。2*10M次，即每秒2千万次跳变。 13. 第5次冲突后，适配器从{0，1，2…，31}中选择K，故K为4的概率为1/32,它对应于204.8ms的时延。 第五章习题：

1. 最右面的一列和最下面的一行是校验比特。

2. 看懂例5-6后，可以举出很多类似的例子。

例如，对于正确二维偶检验矩阵：

检测和纠正单比特的例子是：

双比特差错不能检测的例子：

3. 解：计算因特网校验和,我们把16比特的值全部加起来：

00000000 00000001 00000010 00000011 00000100 00000101 00000110 00000111 00001000 00001001 -------------------------- 00010100 00011001

他的和是11101011 11100110

4. 解：如果我们用10101010000除以1001，我们可以得到10010111，余数是001，

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即R=001。

5. 解：（a）

（b）

6.解：

7.解：纯ALOHA，对于几乎所有的p值其效率均为零,如下图：

8.解：轮询的长度是：

在一个轮询中传输的比特数是NQ，最大的吞吐量是：

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9.解：（a），（b），（c）如下图：

d）1.在A表格中确定数据，可以路由到节点111.111.111.002

2.主机A用ARP来确定LAN的地址是111.111.111.002，也就是，22-22-22-22-22. 3.A中的适配器和以太网络包的以太网的目的地址是：22-22-22-22-22-22.

4.第一个路由器接收到分组并解包，该路由器的转发表指示数据包发到IP为122.222.003的主机。 5.然后第一个路由器使用ARP来获取相关的以太网地址，为55.55.55.55.55.55。 6.继续以上过程直到分组到达主机F。

e）A的ARP必须知道IP为111.111.111.002的主机的局域网地址。主机A发送在一个广播帧里发送ARP请求，第一个路由器收到请求包，并给主机A发送一个ARP响应包。该ARP响应包由一个目的地址为00.00.00.00.00.00的以太网帧来承载。

10. 等待的时间为51200个比特的时间，对于10Mbps的以太网来说,等待的时间是：，

而对于100Mbps，则为512μs。 11. t = 0时，A开始传输数据。t = 576，A完成传输。在最坏的情况下，B在t = 224时开始发送数据，t=224+225=449，

B的第一个比特到达A。因为449<576，故A在完成传输前会中止。 12.

因为在B安排重传时间前，A的重传信号就已经到达了B，所以在A重传数据的时候B暂停传输。这样A和B就不会冲突。

13. 要使1/(1+5a)=0.5，等价于a=0.2=tprop/ttrans ，tprop = d/(1.8*108)m/sec，以及ttrans = （576bits）/ (108bits/sec),解出d等于265米。对于100Mbps以太网标准，两台主机最短距离是200m。

因为A在传输数据时要检测是否有其他的主机也在传输数据，所以 ttrans 必须大于2tprop =2.265m/1.8*108 m/s=2.94μs。因为2.94<5.76，故A在完成传输前将检测到B的信号。 14．a．设y为一个随机变量，表示成功传输需要的时隙：

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其中β是成功的概率。

这是个几何分布,均值为

1/β。连续浪费的时隙是x=y-1，则

b. 最大效率等于x的最小值，也等于β的最大值。由题意可知，β的最大值是p=1/N。

c．

d．很明显，当k趋近于无穷大时，k/(k+e+1)接近1。

15．A．

B. ? ? ? ?

T=0，A和B都传输。

T=12.5μs，A检测到冲突。

T=25μs，B的最后一个比特终止传输。 T=37.5μs，A重传第一个比特到b

? A的包完全到达B。

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C．

16．填充8*L个比特需要的时间：

B． L=1500时，包延时为：，L=48时，包延时为：

C．存储转发延时：，L=1500时，延时为：，

当L=48时，延时小于1μs。

D．对于典型的ATM链路速度，存储转发延时很小。但是当L=1500时，包延时对于实时语音应用而言非常大。

17．

6复习题

1. APs周期性的发送信标帧，AP的一个信标帧通过11个信道中的一个发送。信标帧允许附近的无线基站发现和

识别AP。

2. 1）基于无线主机的MAC地址；2）用户名和密码的结合。在这2中情况中，AP把信息传送给认证服务器。 3. 不对

4. 2个原因：1）无线信道中误码率比较高；2）在有线的以太网中，发送站点能够检测到是否有碰撞发生，然而

在802.11中站点不能检测到碰撞。 5. 不对

6. 每一个无线基站都可以设置一个RTS阈值，因此只有当将要传送的数据帧长度长于这个阈值时，RTS/CTS序列

才会被用到。

7. 没有好处。假设有2个站点同时想发送数据，并且他们都使用RTS/CTS。如果RTS/CTS的帧长和数据帧长一样

时，信道就会被浪费，因为发送RTS/CTS的时间和发送数据的时间一样。因此RTS/CTS交换只有当RTS/CTS帧长远小于数据帧长时才有用。

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8. 开始时，交换机在其转发表中有一个表项标识了无线站点和前一个AP的联系。当无线基站和新的AP联系时，

新的AP将创建一个包括无线基站MAC地址以及以太网广播帧的帧。当交换机收到该帧时，更新其转发表，使得无线站点可以通过新的AP到达。

9. UMTS源于GSM，CDMA200源于IS-95。

习题

1. 输出d1 = [-1,1,-1,1,-1,1,-1,1]；d0 = [1,-1,1,-1,1,-1,1,-1] 2. 发送方2的输出= [1,-1,1,1,1,-1,1,1]; [ 1,-1,1,1,1,-1,1,1] 3.

4.

5.

6.

7.

8.

a）两个AP有不同的SSID和MAC地址。一个到达咖啡馆的无线站点将会和其中一个AP的联系。发生联系后，在新的站点和AP之间会建立一条虚链路。把两个ISP的AP标识为AP1和AP2。假设新的站点和AP1相关联。当它发送一个帧的时候，它将会到达AP1。虽然AP2也会收到这个帧，但是它不会处理这个帧，因为这个帧发送给它的。因此这两个ISP能在相同的信道上平行地工作。尽管如此，这两个ISP将共享相同的无线带宽。如果不同的ISP中的无线站点同时发送数据，将会产生碰撞。对802.11b来说，两个ISP的最大合计传输速率为Mbps。

b）现在如果不同的ISP中的2个无线终端同时发送数据，就不会产生碰撞。因此这2个ISP的最大合计传输速率为22 Mbps对802.11b来说。

这样设计是为了公平。我们假设开始只有H1这一个无线站点发送数据，当时当H1发送到一半时，另一个站点H2也要发送一个帧，为了简单起见，我们还是假设没有隐藏的终端。在发送之前，H2检测到信道忙，因此它要选择一个随机的回退值。现在我们假设H1发送完第一个帧以后，如果退回到第一步，即它等待一个DIFS然后发送第二个帧。那么H2仍将被阻塞并再次等待信道的空闲时刻。因此，如果H1有1000个帧要传的话，那么H2只有等H1传完这1000个帧後才能有机会接入这个信道。但是如果H1传完第一个帧後退回到第二步，那么它也将选取一个随机的回退值，这样的话就给了H2发送数据的机会。

不含有数据的帧长为32字节。假设传输速率是11 Mbps，传输一个控制帧的时间为32*8/11 Mbps=23usec.传输数据帧所需的时间为(8256 bits)/(11 Mbps) = 751usec。总时间为：

DIFS + RTS + SIFS + CTS + SIFS + FRAME + SIFS + ACK= DIFS + 3SIFS + (3*23 + 751) usec = DIFS + 3SIFS + 820 usec。

a）不会。因为在距离矢量算法中，目的点的改变信息只会在相邻的节点间传输（这不同于链路状态路由，在这个算法中，信息的改变将会通过广播发送到所有的路由器，因此在链路状态广播后，所有的路由器将会知道网络中的变化）。

b) 在距离矢量算法中，不同的路由器对移动节点访问的网络有不同的认识。路由器不会知道被访问网络的变化，除非信息通过发生在到移动节点的路由器间的一对路由信息的交换传送给它。

c）时间范围和网络的直径（源到目的地的最长距离）的概念相似。因为路由信息只会通过路径上的相邻路由器信息的成对的交换传播。因此在最坏的情况下，从网络中一点到另一点传播信息所需要的时间决定与网络的直径。

如果通信者是移动的，那么任何到达它的数据报都会经过它的归属代理。网络中的正在被访问的外部代理也和这个过程有关，因为外部代理向通信者的归属代理通报了通信者的位置。通信者的归属代理接收到的数据报将会被封装并在通信者的归属代理与外部代理之间传送。

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9. 因为数据报必须先传到归属代理，然后从归属代理再传到移动站点，这样的话时延就会比直接路由时的时延大。

注意到从通信者到移动站点的直接时延实际上可能比从通信者到归属代理再到移动站点这个过程的总时延要小。它还决定于不同路径段的时延。注意到间接路由也会引入一个归属代理处理时延。 10.

11. 可以有相同的转交地址。如果转交地址就是外部代理的地址的话，这个地址就是相同的。一旦外部代理拆封了

隧道数据报（tunneled datagram）并确定了移动节点的地址，那么分离的地址就要单独传送数据报到它们在这个被访问网络中不同的目的地。

12. 如果MSRN被提供给HLR，那么,一旦MSRN发生改变，它的值在HLR中必须更新。在HLR中提供MSRN的

好处是它的值能够被迅速地提供，而不用去询问VLR。

7复习题

1. 流式存储音频/视频：暂停/恢复，重新定位，快进，实时交互的音频视频：人们进行实时的通信和响应。

2. 第一阵营：TCP/IP协议中的基本原理没有变化，按照需求增加带宽，仍然使用有超高速缓存，内容分布，多点

覆盖的网络。

第二阵营：提供一个可以使应用在网络中节省带宽的网络服务。

第三阵营：有区别的服务：提出了在网络边缘的简单分类和维护方案。并且根据他们在路由队列中的级别给出了不同的数据包和级别。

3. 6.1：简单，不需要 meta file 和流媒体服务器

6.2：允许媒体播放器通过web服务器直接进行交互，不需要流媒体服务器。 6.3：媒体播放器直接与流媒体服务器进行交互，以满足一些特殊的流媒体应用。 4. 端到端时延是分组从源经过网络到目的地所需要的时间。 分组时延抖动是这个分组与下个分组的端到端时延的波动。

5. 在预定的播放时间之后收到的分组不能被播放，所以，从应用的观点来看，这个分组可以认为是丢失了。 6. 第一种方案：在每n个数据块之后发送一个冗余的数据块，这个冗余的被。。。【the redundant chunk is obtained by

exclusive OR-ing the n original chunks】

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第二种方案：随起始的数据流发送一个低分辨率，低比特率的方案，这种交错不会增加数据流的带宽需求。 7. 不同会话中的RTP流：不同的多播地址 同一会话中不同流：SSRC field

RTP和RTCP分组通过端口号区别。

8. 传达报告分组：包括分组丢失部分的信息，最后序列号，两次到达时间间隔的抖动。发送报告分组：大部分目

前产生的RTP分组的时间戳和wall clock time ，发送分组的数量，发送字节的数量，源描述分组：发送方的e-mail地址，发送方的姓名，产生RTP流的应用。

9. 在非抢占式优先级排队中，一旦开始分组的发送，它就不会被打断。在抢占式优先级排队中，当一个比目前分

组有着更高优先级的分组到达时，即使目前的分组没有传送完毕，也会被打断，来传送更高优先级的分组。这意味着分组的一部分将在网络中分成分离的块来传送，而这些块并不都有着合适的头字段，由于这个原因，并没有采用抢占式优先级排队。

10. 一个非保持工作的调度规则是时分复用的。为什么一个循环帧被分割进slot，而这些slot对于一些特定的级别是

独享的。

11. 可量测性：每流资源预留是指用路由器处理资源预留和保存经过这个路由器的每一个流的状态。 灵活的服务：为少量的预先给定的服务级别提供的Intserv framework

8复习题

1. 机密性是仅有发送方和预定的接收着能够理解传输的报文内容。窃听者可以截取到报文，但是报文在一定程度

上进行了加密，就使得截获者不能解密所截获的报文。报文的完整性是接收方无论原始报文加密与否都可以检测到所接受的报文是否在传输中发生改变。一个加密的报文在传输的过程中被改变它仍然是被加密的（窃听者仍然不能够获取原始的明文）但是如果这个错误未被检测到则报文信息完整性将不存在。同样，一个报文在传输中被改变将使得明文没有加密特性。

2. 被动入侵只是监听（嗅觉探测、截获）报文。主动入侵不仅监听报文，还主动的发送报文到网络中。

3. 最重要的区别就是在对称密钥系统中发送者和接收者都要知道同样的密钥。在公密钥系统中，加密和解密密钥

匙截然不同的。加密密钥匙公开的，但是解密密钥只有接收者知道。

4. 在这种情况下，可以发动已知明文攻击。如果入侵者通过某种手段得到了发送者加密的报文，则可以发动选择

明文攻击。

5. 如果每个用户想要和其他的N个用户通信的话，那么每两个用户必须要有一个公用的对称密钥。因为有N*(N-1)/2

对用户，所以就需要N*(N-1)/2把密钥。使用公钥密码系统需要2N把密钥。 6. 确定用户是否处于“活动”状态，用于对付回放攻击。

7. 所谓在生存周期只使用一次是指一旦一个协议使用了一个不重复数，就永远不会再使用这个数字。生存周期指

的是不重数的生存周期。

8. 中间人攻击的攻击者将自己插到发送者和接收者之间，改变发送者和接收者之间传输的数据（如：再加密）。中

间人攻击是及其有害的，因为（如图8－13所示）发送者和接受者会认为他们之间是进行的机密传输，而安心的发送和接收文件。使用对称密钥是会有中间人攻击。

9. 假设Bob给Alice发送了一个加密的文档。可鉴别：Alice能够确认是Bob发送加密文档。不可伪造：Alice能

够确认只有Bob可以发送这个加密文档（即：其他人不可能得到密匙，然后加密发送文档）。不可否认：Alice能够确认除了Bob没有人能够发送这个文档。为了说明更进一步的区别，假设Bob和Alice共有一个全世界只有他们两个人知道的密匙。如果Alice收到一个使用这一密匙加密的文档，而且确信不是她自己对该文档进行的加密，那么这个文档就是可鉴别的，不可伪造的（假设使用了一个足够强大的加密系统）。然而Alice不能保证Bob一定发送了这个文档，因为实际上她自己也知道这个密匙，可能这个文档是她自己加密后发送的。

10. 报文摘要在很多方面类似于检查和。报文摘要算法对一个任意长的报文m进行处理后，计算生成一个固定长度

的数据“指纹”，称之为报文摘要H(m)。报文摘要对于数据的保护体现在：如果m改变为m’,则由原始数据计算而得的m的摘要H(m)不会和数据已改变的m’的摘要H(m’)相同。

11. 在用私钥对一个短的报文摘要而不是对整个报文进行加密时，公钥加密报文摘更好。因为使用像RSA这样的加

密技术是很昂贵的，对少部分数据进行加密比对大部分数据进行加密是更可取的。

12. 与被加密的报文摘要相关的报文没有必要加密。对报文进行的是机密性的加密，而对报文摘要进行的是整体性

的加密，这两个（加密的）目的不同。

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13. 一个密钥分发中心被用来为通信双方创建并分配一对对称的密钥，要求只有通信双方才有他们自己的对称的密

钥，利用密钥，它们可以将加密/解密后的通信信息发送/从…接收（到）密钥分发中心。每个公钥都被分别绑定了权力认证的信息，CA（密钥分发中心）用它自己的（CA中心的）私钥对这些公钥进行签名。因此，得到某CA的公钥后，实体可以从中提取出CA签名的公钥，对CA签名进行检验后，该实体就可以拥有CA验证公钥。 14. ESP提供鉴权、完整性和加密性，AH提供鉴权和完整性。

计算机网络复习提要

Chap1:

1、 描述internet的方法：一种是描述internet的具体构成，也就是构成internet的硬件和软件。另一种是根据为分布式应用提供服务联网基础设施来描述的。

2、 协议概念：协议定义了在两个或多个通信实体之间交换的报文格式和次序，以及在报文传输和接收或其它事件方面所采取的动作。

3、 因特网的面向连接服务包括可靠数据传送、流控制和拥塞控制。

可靠数据传送：指一个应用程序能够依赖该连接无差错的和按顺序传递其所有数据。 流控制：确保连接的任何一方都不会过快的发送过量的分组而淹没另一方。 拥塞控制：有助于防止因特网进入迟滞状态。 4、 Internet protocol stack

?application应用层: supporting network applications 报文 ?FTP, SMTP, HTTP ?transport运输层: process-process data transfer 报文段 ?TCP, UDP

?network网络层: routing of datagrams from source to destination 数据报 ?IP, routing protocols ?link链路层: data transfer between neighboring network elements 帧 ?PPP, Ethernet ?physical物理层: bits “on the wire” chap2 应用层

1、3种主流体系结构：客户机/服务器结构；P2P体系结构；两者混合的结构

2、web的应用层协议是HTTP（HyperText Transfer Protocol），使用TCP而不是UDP作为底层传输协议

3、TCP握手方式：客户机发送一个小TCP报文段到服务器，服务器用一个小TCP报文段确认和响应，最后，客户机向服务器返回确认。总的响应时间就是两个RTT（往返时间）加上服务器发送HTML文件的时间。

4、HTTP和FTP都是文件传送协议，并且有很多共同点，比如都运行在TCP上；另外一个重要区别就是FTP使用了两个并行的TCP连接来传输文件，一个是控制连接，一个是数据连接。控制连接用于传送两主机间的传输控制信息，数据连接用于准确的传输一个文件，所以称FTP的控制信息是带外传送的。 5、因特网电子邮件系统由用户代理、邮件服务器和简单邮件传送协议组成。

6、DNS是为因特网上的用户应用程序以及其他软件提供一种核心功能，即将主机名转换为它们下面的IP地址。DNS（域名系统）由DNS服务器和一个允许主机查询分布式数据库的应用层协议组成。除了主机名到IP地址的转换外，DNS还提供主机别名、邮件服务器别名、负载分配等服务。

7、使用分布式服务的原因：单点故障、通信容量、远距离的集中式数据库、维护

chap3 运输层

1、 在协议栈中，运输层位于网络层之上，运输层为运行在不同主机上的进程彼此之间提供了逻辑通信，而网络层

则提供了主机之间的逻辑通信。

2、 运输层协议包括UDP（用户数据报协议）和TCP（传输控制协议）。

3、 特定服务需要UDP的理由：a应用层能更好的控制要发送的数据和发送时间b无需连接建立c无连接状态d分

组首部开销小

应用 应用层协议 运输层协议

电子邮件 SMTP TCP

远程终端访问 Telnet TCP WEB HTTP TCP 文件传输 FTP TCP 远程文件服务器 NFS 通常UDP 流式多媒体 专用 通常UDP 因特网电话 专用 通常UDP 网络管理 SNMP 通常UDP 选路协议 RIP 通常UDP

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域名转换 DNS 通常UDP 4、 rdt2.1分组 （空缺）

5、 GBN协议（滑动窗口协议）。那些已被传输但还未被确认的分组的许可序号范围可以被看成是一个在序号范围

内大小为N的窗口，随着协议的运行，该窗口在序号空间内向前滑动。N为窗口长度。

6、 TCP报文段结构：首部包括源和目的端口号，用于多路复用/多路分解来自或送至上层应用的数据；首部检查和

字段；32比特序号字段和32比特确认号字段，用于实现可靠数据传输服务；16比特接收窗口字段，用于流量控制；4比特首部长度字段，指示了以32比特字为单位的TCP首部长度；可选与变长的选项字段，用于发送方和接收方协商最大报文段长度或在高速网络环境下用作窗口调节因子时使用；6比特的标志字段，用于指示确认字段中的值是有效的

7、 TCP在IP的不可靠的尽力而为服务的基础上建立了一种可靠数据传输服务。TCP发送方有3个与传输和重传有

关的重要事件：从上层应用程序接收数据；定时器超时；收到ACK报文。

8、 TCP给应用程序提供了流量控制服务以消除发送方使接收方缓存溢出的可能性，因此流量控制是一个速度匹配

服务；TCP发送方也可能因为IP网络的拥塞而被遏制，这种控制被称为拥塞控制。拥塞控制的方法：端到端拥塞控制；网络辅助拥塞控制

9、 TCP采用拥塞控制方法是让每一个发送方根据所感知的网络拥塞程度，来限制其能向连接发送流量的速率。TCP

拥塞控制算法包含三个部分：加性增，乘性减；慢启动；对超时事件作出反应。 chap4 网络层

1、 网络层两种重要的功能：转发和选路。转发是指将分组从一个输入链路接口转移到适当的输出链路接口的路由

器本地动作。选路是指分组从源到目的地时，决定端到端路径的网络范围的进程。 2、 路由器的结构：输入端口、交换结构、输出端口、选路处理器。

3、 交换结构的方式：经内存交换、经一根总线交换、经一个互联网络交换。

4、 因特网网络层的三个组件：IP协议、选路组件、报告数据报中的差错和对某些网络层信息请求进行响应的组件。 5、 IP协议包括编址规则，数据报格式，分组处理规则；选路协议包括路径选择，RIP/OSPF/BGP：ICMP协议包括差

错报告，路由器信令。

6、 IPV4地址长度为32比特，因此共有2的32次方个可能的IP地址。IPV6是2的128次方。

7、 选路算法三种分法：全局选路算法和分散式选路算法。也可以分为静态选路算法和动态选路算法。还可以分为

负载敏感算法和负载迟钝算法。

●c(x,y): link cost from node x to y; = ∞ if not direct neighbors●D(v): current value of cost of path from

source to dest. v

●p(v): predecessor node along path from source to v ●N': set of nodes whose least cost path definitively

known

分布式选路算法——距离矢量算法原理、过程、以及BF方程Bellman-Ford Equation (dynamic programming) dx(y) := cost of least-cost path from x to y Then dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) }

where min is taken over all neighbors v of x Clearly, dv(z) = 5, dx(z) = 3, dw(z) = 3

B-F equation says:du(z) = min { c(u,v) + dv(z),c(u,x) + dx(z),c(u,w) + dw(z) } = min {2 + 5,1 + 3,5 + 3} = 4

8、LS（链路状态）算法和DV（距离矢量）算法的比较：在DV算法中，每个节点仅与它的直接邻居交谈，但它为它的邻居提供了从其自己到网络中（它所知道的）所有其他节点的最低费用估计。在LS算法中，每个节点（经广播）与所有其他节点交谈，但它仅告诉他们与它直接相连链路的费用。

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a 报文复杂性，LS算法大于DV算法 b 收敛速度，LS快于DV算法，DV算法在收敛时会遇到选路环路，还会遇到计数到无穷的问题。 c 健壮性，LS好于DV。 9、层次选路的原因：规模和管理自治。

10、两个被广泛运用于因特网自治系统内的选路协议：RIP（选路信息协议）和OSPF（开放最短路径优先）。RIP是一种距离向量协议，使用跳数作为其费用度量，选路更新信息每30秒相互交换一次。如果一台路由器一旦超过180秒没有监听到其邻居，则该邻居不再被认为是可达。每台机器维护一张选路表（RIP表），第一列为目的子网，第二列指出了沿着到目的网络的最短路径上的下一跳路由器标识，第三列指出了沿最短路径到目的子网跳数（即需要穿越的子网数，包括目的子网）。

11、RIP使用一个位于网络层协议（IP）之上的运输层协议（UDP）

12、OSPF的优点：安全、多条相同费用的路径、单播选路与多播选路的综合支持、支持在单个选路域内的层次结构。OSPF有4种类型的路由器：内部router、区域边界router、主干router、边界router

13、BGP（边界网关协议）为每个AS（自治系统）提供一种手段，以处理a、从相邻AS获取子网可达性信息 b、向该AS内部的所有路由器传播这些可达性信息 c、基于该可达性信息和AS策略，决定到达子网的最优路由。在BGP中路由器对通过使用179端口的半永久TCP连接来交换选路信息。在BGP中一个自治系统有其全局唯一的自治系统号（ASN）

14、当一个路由器通过BGP会话通告一个前缀时，它随着前缀包括一些BGP属性。带有属性前缀的被称为一条路由。因此，BGP对等方彼此通告路由。两个重要的属性是AS-PATH 和 NEXT-HOP。前者包含了前缀的通告已经通过的那些AS。

15、BGP将按顺序调用下列消除规则直到留下一条路由：1、路由被指派一个本地偏好值作为他们的属性之一。2、从余下的路由中（所有都具有相同的本地偏好值），具有最短AS-PATH的路由将被选择。3、从余下的路由中（所有都相同的本地偏好值和相同的AS-PATH长度），将选择具有最靠近NEXT-HOP路由器的路由。这里最靠近是指费用最低的路由器 ，它有AS内部算法来决定最低费用的路径，也称热土豆选路。4、如果仍余下多条路由，该路由器使用BGP标识以选择路由。

chap5 链路层和局域网

1、 链路层协议定义了在链路两端的节点之间交互的分组格式，以及当发送和接收分组时这些节点采取的动作。链

路层协议交换的数据单元是帧。链路层协议包括以太网、802.11无线LAN、令牌环和PPP。 chap6 无线网络和移动网络

1、 无线网络组成：无线主机、无线链路、基站和网络基础设施。

2、 有线链路和无线链路的区别：递减的信号强度、来自其他源的干扰、多路径传播。 3、 标准 频率范围 数据速率

802.11b 2.4-2.485GHZ 最高为11Mbps 802.11a 5.1-5.8GHZ 最高为54Mbps 802.11g 2.4-2.485GHZ 最高为54Mbps

4、应用AP的无线LAN被称做基础设施无线LAN，其中“基础设施”是指AP连同互连AP和路由器的有线以太网。 5、802.11采用了一种随机访问协议，称带碰撞避免得载波侦听多址访问CSMA/CA。802.11MAC协议并未实现碰撞检测。主要有两个原因：检测碰撞的能力要求站点具有同时发送和接收的能力；适配器会由于隐藏终端问题和衰减问题无法检测到所有的碰撞。

6、802.11帧的不同之处在于它有4个地址字段：地址1是要接收帧的无线站点的MAC地址；地址2是传输帧的站点的MAC地址；地址3是包含这个路由器接口的MAC地址；地址4是用于自组织网络中，而不用于基础设施网络中。 7、一个移动节点的永久“居所”被称为归属网络；在归属网络中代表移动节点执行移动管理功能的实体叫做归属代理。移动节点当前所在网络叫做外部（或被访）网络；在外部网络中帮助移动节点完成移动管理功能的实体称为外部代理；通信者就是希望与该移动节点通信的实体。

8、移动节点的间接选路：在间接选路方法中，通信者只是将数据报指向移动节点的永久地址，并将数据报发送到网络中去，完全不知道移动节点是在归属网络中还是正在访问某个外部网络。因此移动性对于通信者来说是完全透明的。这些数据报就像平常一样首先导向移动节点的归属网络。见下图：：

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9、直接选路克服了三角选路的低效问题，但却增加了复杂性，见下图：

10、 如何向归属代理注册：a、收到一个外部代理通告以后，移动节点立即向外部代理发送一个移动IP注册报

文。b、外部代理收到注册报文并记录下移动节点的永久IP地址。c、归属代理接收注册请求并检查真伪和正确性。d、外部代理接收注册回答，然后将其转发给移动节点。 11、 如何对移动用户进行间接选路，见下图：

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