计算机网络自顶向下方法第四版答案 - 中文版 -

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Chapl: l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。

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改序，以及在报文传输和接收或其它事件方面所采取的确 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、Internetprotocolstack 口application应用层：suppor寸的gnetworkapplications 报文 FTP,SMTP,HTTP 口transport 运输层；process-processdatatransfer 报文段 ·:·TCP,UDP

。

口network网络层：routingofdatagramsfromsourcetodestination 数据报 ·:·IP,routingprotocols 口link链路层：ta transferbetweenneighboring networkelements 帧 ·“:·PPP,Ethernet 口physical物理层：bits”onthewire\

cbap2 应用层

l、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 OfyperText 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和阿P都是文件传送协议，并且有很多共同点，比如都运行缸P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 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

cbap3运输层

1、在协议战中，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 了封几之间的逻辑通信。

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分组首都开销小

应用 应用层协议 运输层协议

SMTP TCP电子师件远程终Telnet TCP端访问WEB

HTTP TCP

文件传输 FTP TCP 远程文件服务器 阳S 通常UDP 流式多媒体 专用 通常UDP 因特阿电话 专用 通常UDP 网络管理 通常UDP SNMP 边路协议 通常UDP RIP 域名转换 通常UDP DNS

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比特确认号宇段，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比特首部长度宇段，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

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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：定时器超日才；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便接收方缓存漏出的可能性，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，这利J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。

cbaP4网络层

1、网络层两种重要的功能：转发和边路。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。 i在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、经一根总统交换、经一个互联网络交换。

4、因特网网络层的三个组件： IP协议、边路组件、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；边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、边路算法三种分法：全周边路算法和分散式边路算法。也可以分为静态选路算法和动态边路算法。还可以分为负载敏感知去和负载迟钝算法。

ec(x,y):linkcostfromnodextoy; = 00 ifnotdirectneighborseD(v):cu「rentvalueofcostofpathfromsourcetodest.v ep(v):predecesso「nodealongpathf「omsource tov ?N’setofnodeswhoseleastcostpathdefinitivelyknown

Step

1 2 3

4 5

。N' Q（价.R（ν）口（W).R(W)u悦←一一一寸：百一一 4,x !.I足Y.- _2,u 3,y !.I剧y...－－ 一－3,y

u 2,u 5』L

一一Q（在）R（革）口（到.R(Y) Q(l).Q(l)

1.u 2,xco oo

yl{览':￡H,r

u且总X划Z、

一一一－

4,y

4,y 4,y

00

分布式选路算法一一距离矢量算法原理、过程、以及BF方程，Bellman-FordEquation(dynamicprogramming)

dx(y) :=costof least-costpath fromxtoy Then dx(y)＝皿D {c（萃，v)+cJv{y) } where min istaken over all neighbors v of x Clearly, dv(z) =5, dx(z) = 3, dw(z) = 3

B-Fequation 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} =48、LSC链路状态）算法和DV C距离矢革）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。

a报文复杂性，LS算法大于DVt1法 b收敛速度，LS快于DV算法，DV算法在收敛时会遇到n\\;U:各环路，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阿自治系统内的边路协议：RIP C 边路信息协议）和OSPF C 开放最短路径优先） RIP 是一种距离向盘协议， 使用跳数作为其费用度量，边路更新信息每 30 秒相互交换一次。如果一台路｜主｜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。每台机器维护一张地路表（ 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、RlP使用一个位于网络层协议(IP）之上的运输层协议（UDP)

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12、OSPF的优点：安全、多条相同费用的路径、单播选路与多插选路的综合支持、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我取子网可达性信息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，官随着前缀包括一些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.前者包含了前曦的通告已经通过的那些恼。 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），具有最扭P－ATH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司的AS-PATH长度），将选择具有最靠尴XT-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，也称鹉土豆尴赂。4、如果仍余下多条路由，该路由器使用BGP标识以选择路由。

cbap5链路层和周蠕网

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元钱网络和移动网络

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

最高为Mbps !l802.lb2.4-2.485GHZ

最高为54Mbps 802.lla5. J-5.8GHZ

最高为54Mbps 802.lg 2.4-2.485GHZ

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。 4、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。802.11阳C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 无法检测到所有跑碰6、802.11帧的不同之处在于它有4个地址字段：地Jill是要接收帧的无线站点的MAC地址：地i也是传输帧的站点的MAC地站地址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；通信者就是程 与该移动节点通信的实体。 8、移动节点的间接选路：在间接地路方法中，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e因此移动性对于通信者来说是完全透明的。这些数据报就像暂一样首先导向移动节点的归属网络。见下图：：

homeagentinterceptspackets,forwardstofo「eignagent

foreignagentreceivespackets,forwardstomobile

homenetwo俨k

1

correspondent .- addresses

packetsusinghomeadd「essofmobile

。

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 ：

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co「「espondentfo「wa「ds toforeignagent

homenetwo俨k

foreignagent

「eceivespackets,forwardstomobile

①＼

directlyto

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、外部代理接收站如回答，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：

GSM:indi俨ect俨outinatomobile

homeMSCsetsup2°dlegofcalltoMSCinvisitednetwork

user MSCinvisitednetworkcomp险tescallthroughbasestationtomobile

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1复习题

I. 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。 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e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。理H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σCP）和无连接服务lODP)2种服务。每一个互联网应用采取其中的才电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提供司靠的数据传送。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。即管理应用发送逝网络的数据总草，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迭。当连接的一方没有收到它发迭的分组的确认从（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 TOM 电路交换中，每个主机从循环的 TOM 帧中获得相同的时隙。

9. tO时刻，发送主机开始传输。在tl=L/RI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tl时刻接收到了整个分组，它可以在tI 时刻开始向接收主机发送分组。在口=tl+L甩2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） e 所以，端到端实验最Rl+L成2。 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。 ll.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.lOOM

交换机以太网接入： 公司：e.无线局域网：移动接入； E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。

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。

1.5. HFC 的带宽是用户间共辜的。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。

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16.以太网的传输速率有：IOMbps,lOOMbps,IGbps和 lOGbps。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，

贝Jj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lMbps，带宽专用：HFC：下行｛言道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. 英特网协议拢的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l.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I茹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11

班中的一个一个t悄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：络层数据报：网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；主机处理防翻｜甘

习题

l. 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： Messages丘创nATMmachinetoSenreI\

Msgname HELO purpose

Let server know that there isa card 丰n the ATM machine

ATM card transmits user IDtoServerPASSWD User entersPIN,which issent toserverBALANCE User requests balance WITHDRAWL Userask8 towithdraw皿oneyBYE user alldone

MessagesfromServertoATMmachine(display) Msg name purpose PASSWD

OK

Askuser forPIN (pass回ord)

lastrequestedoperatin (PASSWD,WITHDRAWL) 。

OK

ERR AMOUNT

BYE lastrequested operation (PASSWD, WITHDRAWL) inERROR

sentin.responsetoBALANCE request

userdone, displaywelcome screenatATM

Corr琶ctoperation:

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cl.ient HELO (userid) server

－－－－－－－?·－－??－－＞(checkifva1iduserid)

<------------- PASSWD

PASSWD -------------->(check password)

〈－－－－－－－－－－－－－。K(password丰.sOK)

BALANCE -------------->

<------------- AMOUNT

VVITHDRAWL checkifenough$t口cover

withdraw1

<------------- OK

ATMdispenses$

BYE -------------->

<------------- BYE

Insituationwh钮也ere'snotenough1D011句：

HEL。（userid)

-------------->(check ifva1iduserid) <------------- PASSWD

PASSWD－－－－－－－－－『－－－－＞ (check password)

BALANCE <------------- OK (passwordisOK)

－－－－－－－－－－－－－－〉

to cover

<------------- AMOUNT

WITHDRAWL -------------->check if enough $ withdrawI

<------------- ERR(notenoughfunds)error msgdisplayed no $given out

BYE -------------->

<-------------

BYE

2. 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。由于传输速在己

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〉 ，所有的应佣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）

3. a.因为这4对相邻交换机，每对之间可以建立n条连接， ；因此最多可以建主n 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。 4. 由于收费站间隔lOOkm，车速lOOkm/h，收费站以每12m通过一辆汽车的速度提供服务。a)lO辆车，第一个收 费站要花费120s，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 即费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 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。

5. 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)IR。所以发送文件所需要，总 的时间为：t5+CL+h)IQ.

b)Q CL十2h) /R

c）由于链路上没有存储转发延时，因此，总延时为：飞十CL+h)/R。 6. 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-10-end=(mis+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WRI 研究生0601

B.η第一个比特已经到达B. g)m=LS/R=I 00×2.5e8/28e3=893km

7. 考虑分组中的第一个恼。在这个bit被传输以前，先要收集这个分组中的其它bit，这个白要：48×8/64e3=6e -3s=6ms

分组的传输延时：48×8/le6=384e-6s=0.384ms 传播时延：2ms

到该bit被解码的时延为：6十0.384+2=8.384msC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=O.l c) （｝·叫H

d)l

古（？）仲P沪’

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

P（川阴阳）叫护什

叫z-:j：言）＝昨笠

协s10)

｜、／耳汇EτE否 J布忑工瓦百 ｜

3叫

=0.999

所以所求概率约为：0.001

a) 10仅用 ，9.

”三｜干lp\）川

Ji {E飞

.11-N+l\\III

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军！；.....第N个分组的排队时延为：？也1) L/R 秒，所以

平均排队时延为t

l:.... -7.(n-l)LfR

;:I 一－

IL L L1 RN n

一一一一一一＝一一一一

RN 2 Ll(N-l)N L(N-1)

2

R 11.a）传输时延为L/R，总时延为

一一一＋一＝一－

LIR

R(l-1) R 1-1

b）令x=L/R，则总时延与x的函数为：总时延xiC1-ax) ,

dq -

12.a）一共有Q个节点（源主机喝N-1个路由器）ff:proc表尔第q个节点的处理时延。用Rq表示第q个节点处的传

输速率，令d！”’守.

LIR’、用d二，表示通过第q条链路的传播时延。则：

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dad-ID－－

,.,q

t-1

乏［d+d:.U+d m q ＋’’＋，’严］.

b）用u伊［gl1_＂表示节点q处的平均排队延时，则：

v rQZH e

＋’M a d d d 13. 知她？习毛考H巳

14.a）“带宽时延”积＝m m ψ hF 〔le7/2.5e8)*1e6=40,000bitb)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)le7/4e4=250m，比一个足球场的长度还长的s/R

15.2.5e8/le6=25bps

16. a) (le7/2.5e8) *le9=40,000,000bit

b) 0,000bit （包长度）

c) le7/4e5=25m

17.a）传播时延 le7/2.5e8=40ms：传输时延4e5×250/2.5e8=400ms

因此总延时为：“Oms b）传播时延＝2×40=80ms（发送及返回确认） ；传输时1曲回×250/2.5e8=40ms，传送10 个分组， 总时延＝10 ×（80÷40)=1200ms=l.2s

18.a）地球同步卫星距离地丽3600km，因此该链路的传播时延 3600e3/2.4e8=150ms b)lSOe-3×IOe6=l,500,000

c)60×10e6=6e8bit

19.我们假设旅客和行李对应到达协议战顶部的数据单元，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（ifFigure1.20that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胀客的安全运输。 （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/l .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＝l.5e3/l.5e6=lms.第一个分组交换机完成接收第二个分组所帘的时间＝第二个分组交换机完成接收第一个分组所帘的时间＝2 × lms=2mso

c）目标主机收到第一个分组所需的时间＝lms×3 （跳） =3ms，此后每lms 接收一个分组，因此完成接收到00 个分组所需的时间 3+4999×1=5002ms=5.002so 可以看出来用分组传输所用的时间要少的多（几乎少1/3)' d）缺点：

l) 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扭苦地。。。'e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：

M S+40 R －一－－－×；Lsec

_

。之后，每CS+40)IR秒，目标测接收到一个分组。所

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S+40 F S+40 S+40 F dfllay＝一一－x2＋（一－l)x（一一一）＝一一－x（一＋。

R S R R S

为了计算最小时延对应的S，对delay进行求导，则：

-def句. ’ 0二字一（一一一一一）＋一＝0斗S 飞／40F

dS R S S\R

F l 40+S 1 r士士

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歹1］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.Pl39rdt3.0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．我们己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细地可能性．然而，rdt2.2协议地接收方己经能够处理重复分组．（在时t2.2中当接收方发迭地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）因此时t3.0中的接收方．同rdt2.2 中的接收方相同．

7. Supposetheprotocol hasbeeninoperationforsometime.Thesenderisinstate“Waitforcallfromabove\(tople负

handcomer)andthereceiverisinstate“Waitfor0frombelow”.Thescenariosforcom1pted由taandcormptedACKa陀showninFigureI.

｝ M叶

叫一 工一勘 Pack回garbk蝠receiverresendslastACK(A1)

Corrupteddata

〉

’四dttends

MO

Canup恒d

Aζ卫ζ

FigureI:rdt3.0scenarios:cormpteddata..cormptedACK 8. Pl38这里，我们加入一个定时器，它的值比我们己知的往返传播时延大．我，们在”等待ACK或NAK。”和”等待ACK或NAKI ”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.l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.l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思导致另一个超大分组被发迭，当n越远于无穷时，分组n被发送的次数将无限增加．

10.

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。ldver

也onofMO

a叫时1

ll.在仅使用NAK 的协议中只有当接收到分组x+l 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+l，．只有当接收方接收盖ljx+l时才发现X的丢失．如果在传输X和｛专输x+l之问有很长时问的延时，那么在只有NAK的协议中，X的｛每复耍花费很长的时间．另一方面

的速度将f良快并且，如果错误很少，那么．NAK只是偶尔发送，井且从不发迭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.Ittakes8microseconds(or0.008milliseconds)tosendapacket.inorderforthesendertobebusy90percentofthetime,

wemusthaveutt!=0.9=(0.00812)I30.016ornapproximately3377packets.

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细的最大数．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b(o．斗）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d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(seqnurn和seqnum+l）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O123.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：（．l）当前对没有收到ACKs;(2）只收到jseqnum的ACK或只收到seqnum+l 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．

t臼呻（sndpkts罔阳m) ‘Jd 回t町回归ndpk川‘同阳m?.)

(ldtrcv(rc咽kt）＆＆附tcorrupl(1upkt)

晶晶ha?ack(世q阳m?:))

11（耐’叫rcvpk)＆缸。tTUpt(rcvpkt))

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receiver

tdlot?(rc叩kl)品品附忧。rrupt(rcvpkl) &&ha? 饵”um?’〉

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Figure2:SenderandreceivforProblem3.11

Sender

Receiver

－－u n

aa pp ed kn ae ms ｛’’｝A EM t c u n

Packet 0drops

sendpacket1

efd cfn eue －pa pk cacl zbs t et e C Ae bVEA Le 唱牛k 唱i

receiveACK1 (timeout)

resendpacket 0

receivepacket0deliver pair (0,1) sendACK 0

receiveACK 0

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己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，，粟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．

sender

而＂＂＇（四川）&&nolcorrupl(rc.pkl) &&isAC向世q阳mC)

”qm= num+l

耐．” udt_..,nd(sndp qnum)

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receiverB

(rclt.1叫E叩叫“∞刚刚刚pkt))

&&has_s明（s伺num〕 udt曾nd(ACK,seqnum,B) '蝇q阳m s伺阳m+l

而tvp叫 晶晶noloor阳咿t(rcvpkt)

＝＜阻

=

Figure3.Senderandr民eiverforProblem3.12

16. a） 在这里的窗口长度为N斗，假设接收方己经接收到分组k斗，并且己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性，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剖，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 宇段的可能值为从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

延是未知且变化的，A有可自t发送重复的青求（比如，重传一个己经被B接收到的盲求）报文，协议将｛吏用序列号.l-bit 序列号就能够j芮足停／等类型的请求／响应协议的宿求．

? “WaitforRequest0fromabove＂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RO，启动一个计时器并将状态转移到”WaitforD ”等待DO状态当处 于忡Wait forRequest0fromabove”状态是，忽略它从B接收到的所有信息． A

? “WaitforDO”在这里请求方等待来自B的DO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RO报文，重启计时器井保持这个状态．如果接收到来自B的DO报文，A停止计时器，并将状态转移到”Waitfor R巳quest1fromabo飞旷等待来自上层的调用1.如果A在这个状态接收到一个Dl数据报文，它将把 此忽略．

? “WaitforRequest1fromabove，，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Rl，启动计时器并将状态转移到”WaitforDl”．当处于WaitforRequest1fromabove状态时，A忽略从B接收到的任何数据． “WaitforDl＂在这里请求方等待来自B的Dl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Rl报文，重启计时器并保持这个状态．如果接收到来自B的Dl报文，A停止计时器，并将状态转移到”WaitforR巳quest0fromabove”在这个状态A将忽略重B接收到的倍思． 数据提供方B只有两个状态：

? “SendDO\.在这种状态，B持续通过发送DO来回应接收到的RO报文井保持这个状态如果B接收到一个Rl

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

? “SendDl’ 在这种状态，B持续通过发送DJ来回应接收到的Rl报文，并保持在这个状态如果B接收到一个

RO报文，它就由此直到Dl 报文己经被正确接收，并转移到”SendDl”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）交法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送因此我们需要 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］，：且它已经接收（并确认）了分组m-1和此前的w-1个分姐，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

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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啊，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k2w.

19.a）正确，假设发送方窗口大小为3在ω时刻发送分组1,2,3.在tl(tl>tO）时刻接收方确认1,2,3在t2(t2>tI）时刻发，送 方计时器超时，重发1,2,3.在。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tl时刻发迭的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发迭的ACKl,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)Tme.

d）正确．当窗口尺寸为l 时，SR,GBN，的比特交替协议在功能上相同．窗口尺寸l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 :::: 4.19Gby阳所描述． b）报文数是.[232/1460)=2,941,758.每个报文增加66b严es 的首部，所以总共增加了2,941,758×66=194,156,028bytes的首部要传输的总比特数为232+194,156,028=3,591×107bits 因此使用IOMbps链路需要IOxI06斗591 秒＝，59分钟来传输文件． 21. DenoteEstimatedRTT(n)for theestimatea白erthenthsample.

EstimatedRTT<1>= SampleRTT1

EstimatedRTT<2>=xSampleRTT1+(1-x)SampleRTT2

EstimatedRTT<3>=xSampleRTT<1 )+(l叹）［xSampleRπ2+(1-x)SampleRTT3] =xSampleRTT1+(l-x)xSampleRTT2+(l-x严SampleRTT3 EstimatedRTT阶＝xSampleRTT1+(1-x)EstimatedR打伪

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

M

π R J η 1JO o s x －归于九】川r·R Lm p m h a m x 、

hH +(1-x)11SampleRπL

EstimatedR'fT 感觉应该是j-1

，、 x 二、(1-x)－ ）V?J ＝一一－

1-xj汀 i

'SampleRTT

＝岳阳m州πJ

’

22.让我们看看如果TCP测iii:重传报文的SampleRTT会出现什么情况假设源发送分组Pl,Pl的定时器超时，源接着发送P2一同一个分组的一个新的拷贝进一步假设源测量凹的SampleRTT（重传的分组）．最后假设在传输P2后很快凹的ACK到达．源将错误的把这个ACK当作凹的ACK，并计算出错误SampleRTT值． 23.SendBase：是最近未被确认的字节的序号.SendBase-1是接收方己正确按序接收到数据的最后一个字节的序号

LastByteRcvd：从网络中到达的井且己经放入主机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-l是发送方知道的己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-1三LastByteRcvd 24. 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己经接收了序号到y-1的数据如果y ．

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品｜品Ide斗品 out out m label label dest intert. 7 IAI 0

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6复习题

I. APs周期性的发送信标帧，AP的一个信标帧通过ll个信道中的一个发迭。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，APt巴信思传送给认证服务器。 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阀值，因此只有当将要传送的数据帧长度长于这个阀值时，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11班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。 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联制，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,l]; do=[1,-1,1,-1,1,-1,1,-1] 2. 发送方3.

2的输出＝[1,-1,1,1,1,-1,1,1];[1,-1,1,1,1,-1,1,1]

d lxl＋←l)x←。＋lxl+lxl+lxl＋←l)x←。＋lxl+lxl

8

d；一1×l+(-l)x(-1)+l×1+1×1+1×1+(-1)x(-1)+lxl+1×11

－ 8

4. 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p的联系。发生联主蓓

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APl和AP2.假设新的站点和APl相关联，当它发送一个帧的时候，它将会到达APl。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。801才门b来说，两个ISP 的最大合计传输速率为Mbps,b）现在如果不向的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22Mbps对802.llb来说。

5.这样设计是为了公平。我们假设开始只有Hl这一个无线站点发送数据，当时当Hl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自退值。现在我们假设HI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，如果阳有1000个帧要传的话，那 么H2只有等Hl传完这1000个11班後才能有机会接入这个信道。但是如果Il传克第一个帧後退回到第二步，那么它也将选取一个随机的回返值，这样的话就给了H2发送数据的机会。 6.不含有数据的帧长为32字节。假设传输速率是11Mbps，传输一个控制帧的时间为32呛／11Mbps=23usec.传输数据1所需的时间为（8256bits)/(11Mbps)=751usec.总时间为：

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

7. 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（远不同于链路状态路由，在主

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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）在距离矢盘算法中，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｛庭 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。因为路由倍思只会通过路径上的相邻路由苦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。 8. 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夕｜、部代理也和这个过

程有关，因为夕｜、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迭。

llE!lml噩噩噩permanet材 oddr白宫l28.ll9.40.18．．．

6

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of-odd俨臼s:20.20202

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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.

ll.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。 一旦外部代理拆去寸了隧道数据报 （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MS刚被提供给旺R，那么，一旦MS刚发生改变，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.

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7复习题

l流式存储音蜘视频：暂停f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：提供一个可以便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metafile 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细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。 。。【theredundantchunkisobtainedby

exclusiveOR-ingtheno门ginalchunks】 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：SSRCfield 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wallclocktime , 发送分组的数量， 发迭字节的数量， 源描述分组：发送方的e-mail地址，发送方的姓名，产生RIP流的应用。 9. 在非抢占式优先级排队中，一旦开始分组的发迭，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。这意味着分组的一音I＞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

独辜的。 11.可盐测性：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lntservframework

WRI 矶究生0601

8复习L 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且挂行了题 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w与否都可以检测到所接

受的报文是否在传输中发生改变。一个力［｜密的报文在传输的过程中被改变它仍然是被加密的（窃听者仍然不能够族取原

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但捐明文没有加密特性。

2.被动入侵只是监昕（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，加密和解密密钥是回i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，可以发动己知明文攻击。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气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 发送加密文挡。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－＼｝Alice能够确认除了Bob 没有人能够发送这个文挡。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挡，而且确信不是她自己对该文档进行的加密，那么这个文档就是司鉴别的，不可伪造的（假设使用了一 个足够强大的加密系统〉 。她Jfue 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，可能这个文挡是她自己加密后发送的。

to. 报文摘要在很多方丽类似于检查和。报文摘要算法对一个任意长的报充 n进行处理后，计算生成一个固定长度。嗷据

“指纹刀，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町的摘要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。 l3.一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 IJA..接收咱们密钥分发中心。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。

WRI研究生0601

三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要比沪1

大．所以y-1三LastByteRvcd

25.假设发送了分组n,n+l,n+2，并且分组n被接收并被确认．如果分组n+l和n+2在端到端的路径上被重新排序）也就是说，被以η吨，n+l的顺序接收）月1么在收到第一个冗余ACK就重传的策略下，在接收到分组η＋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+l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 ． 26. Pl71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．成功边交数据的吞吐量也不会超过λ。即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λ川的最大值是（R/2)/2orR/4.

27.Pl78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lMSS，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惶启动的时间间隔是［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 lo 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。

η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，拥塞窗口的大小是42，因此在第四个传输周期时threshold值为210 g）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22个周期检测到丢失时，拥塞窗口 的大小是26，因此在第24个传输周期时threshold值为130 h）在第一个传输周期内，报文段l被传送：在第二个传输周期发送报文段2-3：在第3个传输周期发送报文 段4一7，在第四个传输周期发送8一15：在第五个传输周期发送16一31：在第六个传输周期发送32 63；在 第7个传输周期发送64-96。因此，报文段70在第7个传输周期内发送。

i）当丢失出现时拥塞窗口和threshold 的值被设置为目前拥塞窗口长度8的一般。因此新的拥塞窗口和threshold 的值为4。

28.

equal equal

Full ;tfbandwidth p bandwidth R· bandwidlhR? ?.?? share ./ share / 且 tihzation 正 ine ??? 回 -&,

’

3430ZUcVNCOZoυ 圣

N 0

毡’

0\'

、，

』＠D

c:

．．??

B

’

c: c:

8ConnectionlthroughputR

也JH O户俨－(a) linearincrease,with equal

lineardecrease

(b) lineninc:Ntc:onnec:tion1

decreaseIstwicethatofc。”nectl。”2

－E ‘Figure4: LackofTCPconvergencewithlinearincrease,lineardecrease

在图4(a）中，连接1和连接2因为丢包导致的线性减小的速率和他们线性增加的速率相同并相等。在这种情 况下，吞吐量不会从AB间相连的钱段上移开。在图4 (b）中，因丢包导致的连接l和连接2线性减小的速率

n oU u t t t 6v nv atH ngKH H n－《。挝、 LH O V V· HU w

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之比为2:1。也就是说，不论何时出现丢包时，连接1窗口减小量是连接2的两倍。我们看到最终，在经过足够多的丢包和随后的增加后，连接I的吞吐量将趋向0，全部链路带宽将被分配给连接2。 29. 如果TCP是停等协议，那么将超时间隔加倍作为拥塞控制机制已经足够。然而，TCP使用流水线〔因此不赳亭等协议），

这允许发送方有数倍的未被确认的报文段。当端到端路径高度拥塞时，将超时间隔加倍不会脏聋发送方在第一次发送时发送大量报文段。因此就需要一种拥塞控制机制，当出现网络拥塞的迹象时，阻止“接收来自上层应用的数据” 30. 在这个问题中，因为接收方的接收缓存能够容纳整个文件，因此不会出现接收方溢出的危险。井且，因为不会

出现分组丢失和定时器超时， TCP 的拥塞控制不会抑制发送方，所以不需要拥塞控制。然而，主和lA 的进程不会持续的向套接字发送数据，因为发送方的缓存将很快被填满。一旦发送方缓存被填充满，i茸程就会以平均速 率R《S传送数据。所以需要TCP流量控制。

31.a）丢包率L，是丢失的包数量与发送包数量的比率。在一个循环中，有1个包丢失，在这个循环中发送的包数是：

子（号叶

＝（刊号号

＝（手悍w吧／川

＋

－＋－＋－一－＝＋－一

w1w 4 w2 w

8 4

2 3 ,3

=-W'+-W

8 4

因此，丢包率为：

L=3

-w

巫1 3

8 ＋－

W

4

的因为W很大，3/8W2>>3/4W。所以L=8/3W2orW=(8/3L)112。因此，我们得到平均吞吐量 314(8/3L)vi·MSS/RTT=l.22MSS/R.TT(L)112 32. Pl80考虑一条具有1500字节报文段和lOOmsRTT。从Pl80的TCP吞吐量等式，我们得到：

10Gbps=1.22×(1500×8bits)I(0.1sec×srqt(L))Orsqrt(L)=14640bitsI(109bits)=0.00001464OrL=2.14*10-10

33. 将在t1时刻的CongWin和Threshold值用在G时刻的优点是TCP不需要经过惶启动的避免拥塞阶段即可直接 跳到在t1时刻得到的吞吐量值。使用这些值的缺点是它们可能已经不正确了。比如，如果路径在tl到α的时 间内变得更拥塞了，发送方会将大量的窗口内的有用报文段发送到已经更加拥塞的路径上去。 34. Pl83 最小传输时延是2RTT+O底。取得该时延的最小窗口长度’W为：

W=min{w：时气WRI研究生0601

IR}

＝｜在l+L

R IminJat.encv IW

28Kbps: I 28_77s民I 2

100KbpsI 8-2sec I 4tMbps I 1回c I2510Mbps I 0.28s:饵 I235

35. a)K为涵盖对象的窗口的数量。（Pl86) K=numberofwindowsthatcovertheobject =min{k:3°+31＋八十3 I?0IS} =min{k:(l-3k)/(l-3）三0IS} =min{k:3k主1+20IS}

=[log3(1+20/S)]

b)Qisthenumberoftimestheserverwouldidleforano均eelofinfinitesize. Q为当对象包含无数个报文段时服务器可能停滞的次数。 Q=max{k: RTT+S/R-SIR3k·I三O}=1+[Jog3(1+RTT/(S/R))]

c)

,., .... latcocy＝亏＋2R

π＋）tall.t

.t-l

1'

= i+2

阳＋主（πi合』

R＋

一＋2R1T+P(R1T +SIR）－＝一一一一一

2

(3p-1)s

R

36.

1/R. p R 2&K均)S 29.25s 3

lOOK问)S 8.19s 5

819配 7 lM问)S 82配 7 lOM问>S

设S=536字节

P=min{Q,K-1}

Q=l+[log2(l+RTT/(S/R))] K=[log2(1+20/S)] Min latency=O/R+2RTT

。J竹、

M血 La能ncyw放h slowstart h阳ncv 31.25s优 配 10.19sec 配 2.81但到巳 2但到＝ 配 33.13.9.29Latencywithslowstart=2RTT+o/R+P[RTT+S反］－（2P-l)S/R譬案计算有误

latencywithp Min latency R 0/R

slow 28Kbps

28.6s

3

30.6

start32.99

lOOKbpsIMbpslOMbps

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37. a)T

b) T c) F

｜d)F

a)

38.

＝叫：川i+fil}

＝皿｛k：“同（?在）才 =l叫＋到＋I

b)

,, 1ateocy＝亏＋2Rπ＋

p

I:stallt

il. .t-1

＝＋2R汀＋主（Rπ＋ 令“

一＝

＋ 2Rπ (JP-1)S

＋P(RIT +SIR）一一一一一一

2 R 左式中3改为2

P为实际停滞次数。 [X]+=max(x,O)

时延2RIT+O/R＋艺k=tK-I[S/R+RTT-2k-lS/R]

由Pl85页的时延等式，我们注意到只有在k三Q时，方括号中的值才不等于0。因此我们可以用P代替 并移除［...］＋ 的限制。将恒等式应用到等式中得到希望的结果。 39.Pl86当服务器发送一个报文段，接它收到ACK 需要等TS/R+RTT。k第个窗口的传输时间为（S/R)2k-1.第k 个窗口的停滞时间为：

［号＋肌俨1司＋

可能的停滞次数Q为：

l,

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＝叫：俨T＋；三｝

＝叫：k三h←：7j)+1}

＝卡2(r+fil)j+1

服务器停滞的实际次数P=min(Q,K-1），时延为：

latency=2RTTτ＋!-.r 'S s b＋R ）：Ik:j' RTT＋ 一一－－R R 2\，飞-'

I)

简化为：

latency=2RTT ÷

个π号）－们）

40. Thefractionoftheresponsetimethatisduetoslowstartis (Pl88)

y/(x+y)wherex=2RTT+olRandy=P(RTT+SIR)-(2P-1)SIR

%＋cr-1)%

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4复习题

1. 网络层的分组名称是数据报．路由器是根据包的IP地址转发包；而链路层是根据包的MAC 地址来转发包．

2. 数据报网络中网络层两个最重要的功能是·转发，边路．虚电路网络层最重要的三个功能是·转发，选路，和呼叫

建立

3. P200 转发是当一个分组到达路由器的一条输入链路时，该路由器将该分组移动到适当的输出链路．选路是当 分组从发送方流向接收方时，网络层必须决定这些分组所采用的路由或路径． 4. 是，都使用转发表，要描述转发表，请参考4.2节．在虚电路网络中，该网络的路由器必须为进行中的连接维持连

接状态信息。每当跨越一台路由器则创建一个新连接，一个新的连接项必须加到该路由器转发表中 ：每当释放一个连接，必须从该表中删除该项。注意到即使没有vc 号转换，仍有必要维持连接状态信息，该信息将vc号与输出接口号联系起来。每当一个端系统要发送分组时，它就为该分组加上目的地端系统的地址，然后将该分组推进网络中。完成这些无前建立任何应电路。在数据报网络中的路由器不维护任何有关j盏’电路的状态信息。每个路由器有一个将目的地址影射到链路接口的转发表；当分组到达路由器时，该路由器使用该分组的目的地址在该转发表中查找适当的输出链路接口。然后路由其将该分组项该输出链路接口转发。虽然在 数据报网络中不维持连接状态信息 ，它们无论如何在其转发表中维持了转发状态信息。在数据报网络 中的转发表是由选录算法修改的，通常每1 Ll5分钟左右更新转发表。在虚电路网络中，无论何时通过路由器拆除 一条现有的连接，路由器中的转发表就更新。

5. P202 单个分组 ：确保交付；具有延时上界的确保交付．分组流 有序分组交付；确保最小带宽；确保最大时延抖动．因特网的网络层不提供这些服务.ATM的CBR C恒定比特率）服务同时提供确保交付和计时.ABR （可用比特率）不提供该假想服务 ．

6. 交互式实时多媒体应用，如：IP 电话和视频会议．这些应用都得益于ATM 的CBR 服务的实时性 7.正是由于有影子拷贝，在每个输入端口的转发都由本地决定，而不用调用中心边路处理器．这种分散的转发方

式避免了在路由器的某一个节点出现转发处理的瓶颈．

8. P211 (1）经内存交换：在输入和输出端口之间的交换是在CPU 控制下完成的输入与输出端口的作用就像在传统

操作系统中的I/O设备一样．一个分组到达一个输入端口，该端口会先通过中断方式向边路处理器发出信号．于是，该分组就被拷贝到处理器内存中 选路处理器从分组首都中取出目的地址，在转发表中找出适当的输出端口，并将该分组拷贝到输出端口的缓存中.(2）经一根总统交换 ：输入端口经一根总统将分组直接传送 到输出端口，不需要选路处理器的干预．由于总线是共享的，故一次只能有一 个分组通过总线传送.(3）经一个互联网络交换：使用一个纵横的网络，是一个由2n条总线组成的互联网络，它将n个输出端口和n个输入端口连接，一个到达某个端口的分组沿着连到输 出端口的水平总线穿行，直至该水平总线与连到所希望的输出端口的垂直总统之交点． 9. P213 如果在输入端口因为交换结构速率慢而引起队列长度的加大，最终将路由器的缓存空间耗尽，就会出现

“分组丢失”如果交换结构速率大于线路速率的n倍（n 是输入端口的数量）就可以消除分组丢失的问题．

10.因为输出钱速率慢而导致输出端队罗！］长度加大，最终将耗尽输出端口的存储空间，在这样的情况下，分组就被丢弃了。

11. HOL 阻塞是在一个输入队列中的一个分组困为被位于线头的另一个分组阻塞，即使输 出端口是空闲的，也必须

等待线头分组发送完了才能通过交换结构发送．（中文版 P215 图4-11）它发生在输入端口． 12.有，每个接口都有一个IP地址．

13.11011111.00000001.00000011.0001l011 14.电脑上试验？不会考吧，略?? 15.通过8个接口，要检索3次转发表．

16.P218 首部占50%（一般数据报承载共40字节首部（20字节IP首部加上20字节TCP首部）。 17.IP数据报内的8个bit的协议字段包含了目标主机应该将报文段交给传输层哪个协议的信息．

18.P225典型的无线路由器都包含一个DHCP（动态主机配置协议）服务，DHCP 可以用来为这5台PC机自动分配地址

以及路由器接口．是的，无线路由器也用NAT（网络地址转换）来从ISP获得唯一的IP地址．因为处于无线路由器覆盖下的主机的移动性比较大，使用了NAT后便局域网作为一个封闭的网络，其出口IP地址只有一个，

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在周域网内部NAT 路由器在使用DHCP 为局域网中的主机分配 IP地址。这样处于一个路由器下的主机不会因为主机数的增减而频繁的向 ISP 申请IP 地址。增加了其适用性和扩展性。

19.P230流量类型：该8比特字段与我们在IPv4中看到的TOS（服务类型）字段的含义相似。下一个首都：该字段标

识该数据报中内容（数据宇段）需要交付给那个协议（婶CP或UD肘。该字段使用蹄v4酋部中协议字段相同的值。 20.同意，因为整个IPv6数据报（包括首都字段）在通过IPv4隧道时都是被一个IPv4数据报包裹着的 21.链路状态选路算法：是用完整的、全局性的网络信息来计算从源到目的地直接的最低费用路径．距离向量选路算法：以法代的、分布式的方式计算出最低费用路径，每个节点只能算出到达它要发给分组报文的相邻节点的

最低费用路径，然后通过迭代计算出到达目的节点的最低费用路径 ．

22.每个自治系统由一组在相同管理者控制下的路由器组成，在相同的AS内所有路由器运行同样的自治系统内部边路算法．不同AS的网关路由器运行自治系统问边路协议，以决定不同AS之间的边路路由，而AS内部路由器只需要知道到达其它内部路由器以及网关路由器的路由路径，因此网络的规模扩展问题得以解决．

23. 不必要，每个AS系统都有路由管理自治权（内部运行同样的算法即可）．不同陆的网关路由器运行自治系统间边路协议以一决定不同AS之间的选路路由。各个AS内运行不同的自治系统内选路算法不会影响不同AS网关路由器的选路路由。

24.注：此题的困应该是P248图4-32、33、340不会改变．因为来自A的通告告知。如果通过路由器A到达Z需要11跳，而D通过B到达Z只需要7眺，因此没有必要修改转发表中到达 Z的相应条目．而如果通告指出A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患，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 C 边路信息协议）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间选路存在边路目标上的差别（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.ISPC可以通过BGP的MED建议ISPB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IPSD的MED值为5的路由，而 ISPC的西岸可以提供一个到 ISPD的MED值为 10的路由，由于是基于低代价选择路由，ISPB知道ISPC选择从东岸接收通信．实际上，路由器可以忽略MED值，因此ISPB也可以用热土豆选路法从TSP 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屑’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，路由椿也使用AS-PATH

属性对相间的前缀在多条路径中进行选择．

31.一个第一层的ISPB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，ISPB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雷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

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议.IG附允许一个主机指定（到第一条多播路由器）一个想加入的多插组．然后，该多描路由器与其它多描路由器一起工作（也就是运行一个多擂路由协议），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｜璋的路由器上游的

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 ，同时发出另一个信思，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盘算法）．我们知道运用距离向盘算法，我们有时可以把路由表的变化定位在出故障的路囱器附近的范围内 ．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． 2.a一个链路能够承载的最大虚电路数量＝216=65536

b.中心节点可以从0到65535 中任取一个\\IC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\\IC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\\IC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. 应电路转发表中，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．

b.每个链路有2个可用的VC号，共4条链路，因此共有24=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出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1℃P传输）｜却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1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 1110000100000000 11100001

其它

第一个目的地址：3；第二个：1；的三个：2.

0 1 2

3

接口 0

8. 目标地址沼围 00000000辈。00111111

01000000到01111111 10000000 Ll 10111111 11000000到llllllll

2 3

每个范围内地址的数量26=64 个 9. 目标地址范围 10000000到10111111(64) 11000000到11011111(32) 11100000到11111111(32) 00000000到01111111(128) WRI研究生0601

接口

0 1 2 3

P220

10.223.1.17.0/25 223.1.17.128/26 223.1.17.192/26 )1. 目标地址 200.23.16/21 200.23.24/24 200.23.24/21

其它

接口 O2 ］ 3 12. 目标地址

224/8 225.0/16 225/8

其它

接口 0123 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 14.a.

子网A:214.97.255/24(256个地址）

子网8:214.97.254.0/25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0:214.97.254.0/31(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 11010110 01100001 11111111

11010110 01100001 11111110 0000000 11010110 01100001 11111110 000001

路由器2

最长前缀匹配 出口

子网A 子网D 子网F

出口 子网11010110 01100001 11111110 0000000 11010110 01100001 111ll110 0

11010110 01100001 11111110 0000001

路由器3

最长前缀匹配 D 网B 子子网E 出口 子网F 子网11010110 01100001 11111110 000001

11010110 01100001 11111110 0000001 11010110 01100001 11111110 1 15.P219 E 网子C 报文段的最大尺寸为 480(20bytes IP 酋部），因此产生的报文段的个数＝[(3000-20)I480]=7C ［］表示取

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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，每个报文段的大小部为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=l；最后一个报文段flag=O.

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=1lOObytes. 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假t

126.13.89.67,4000 192.168.0.1,3345 ???

128.119.40.86,4000 192.168.o.1,3345

128.119.40.86,4001

128.119.40.86,4002 128.119.40.86,4003 128.119.40.86,4004 128.119.40.86,4005

192.168.o.l,3346 192.168.0.2,3445 192.168.0.2,3446 192.168.0.3,3545 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TCPSYN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 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.

u-v-w-z,u-v-x-y宅u-v-x-w-z,u-v-x-?v-y-z,

u-x-y-zu-x-w-z,u-x-y-w-z,u-x-w-y-z,u-x-v-w吃u-x-v-x-y-z,u-x-v-x-w-z.u-x-v-x-

飞，v-y-z

21. D(1时，p(w) 。｛吟，p(v) N’ D(u），叫“｝ E桐，FD仰p(step D(y),p(y) D(z),p(z) 刺

1x 3x xxw面面i 2w 厅面xwv 制？川xw明』 叩’．

电。 a6633 22.

EAυ4呵句他 aVF XU曲曲曲 ￡ hTFDFJAO uua h7uta

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WRI研究生0601

a）鱼。mnodestoallno也s(note也因brokeninf町oroflefim倒tcolumn)

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N' WV 咽E且

2 3 4 。 5 6 D(s),p(s) D仰1,p{O D(u),p吟 时吟州 ．D(x),pt” 剑”唰 a 。．。 ．． ．． ．。 16,y 61 6.t （z),p(z) WYlCl』 IAN咀Ill

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WRI研究生0601

嚣’怠。mnodeztoallE回!es(note:ties阮okeoinfavorofle缸B臼tcol山皿）

。 Step 旷 D(S)JJ(S) D(f）凋p(tJ ．。 u），同u) （．。 。 D(v）.制 ．． 刷刷｝ ．． ．。 ．。 D(;均．锐地 ．。 ．． ．。 ．。 8v D{J弛p(y) ， z zt 2 3 4 6 zls 注SU 2.z 31 5 zlsuv zlsuvw lJSUVWV

23.

u C田tto

v 41 4.1 111 11.1 4u 7u E」呼 7.w 7.w 14.z 6.1 6.1 6,1 6.1 6,1 x y z

∞∞∞∞ ∞∞5 ∞∞∞∞2 ∞∞∞O m ∞∞∞v

From x

y

z

E且 Costto

v

x y z

∞012 5212∞4 v

Fromxyz

。归∞5 ’’且’ζJ 』。 z5230 VJGJ znv 3 Costto

u1234 u x3012 V0315 v

Fromx y，且’AAU3 唱εJ z

Costto

咀

x y a 守’ z

《 unv

Fromx y’且句，b’3aιτζJ ’z

－’v 3A’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法代次数”（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）．

每一次选代，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，在一次选代之后，所有B的邻节点（都是距离你l到2跳的节点）都会知道通向你的l跳或2跳的最少费用路径（在B告诉它的所有邻节点 要到达你所帘的费用之后）．

用 d表示网络的直径一一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次选代后，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次送代后结束．

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，不会影响到完成选代计算所 需迭代次数的限制．

3AUAqL J句，＆’。 U3 AAv 3n

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25.a.Dx(y)=4; Dx(w)=l; 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） 『n<=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IO;x 将通知宫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.

Nodextable

Nodeytable

Costto

Costto

y5∞ zXO∞

From

？－

y∞O x XVJZ 00 z

α3

XVJZ ∞ 。。 Costt。。 。。

From

。。 5 α3 。。

6

。

z260 VJnυ JζζU

Costto

x032 z260 V306 Jx052

XVJZ XVJZ From

From

Nodeztable

Costto

x

Frm y

。x α3

y 00 仅3 。。

00

z

∞z

？－ x 0 5 2 6 0

Costto

x From y z y 5 0 6 z 2 6 0

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.

盯

2WRI研究生0601

在上图解答中，由于x 收到的到达y 和到达w

X’sviewof thetopology

W'sviewofthetopology

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）.IV 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),IV 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爪，和y之间相互连接所帘的最小费用为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叫咱＋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牢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.

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.

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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：连接础，BD,DC，费用只有 11.

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个时间步后如2t-1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官组员的标识，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．由于多描信道在多捕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插分发机市Jj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

两个多描组地址冲突的几率为： l/N=2的－28次方3.73*10-9 ＝

1000个多播组的就直接着英语答案吧，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?·

（终于翻完了，哈哈，由于时间仓促，有错误还请见谅）

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5复习题

I.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JP数据包是按照正确的顺序到达最终的目的地。TP数据包可以使用不同的路由通过网络，到达接收端的！｜颐序会不一致，因此，TCP需要用来使字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，纠锚，检锚，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，检惜以及全双工传输。

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｜琼ALOHA: I,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l, 2.3

平日4. 5. 四各 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边后才释放令牌，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MACaddresses;232个IPv4addresses;212s 个1Pv6addresses

8. c的适配器会处理这些帧，但是不会将这些1中的IP数据包传边给Co

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。i'ftARP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l码，因此每两个比特之间也会发生跳变。2*10M次， t!P每秒2千万次跳变， 13.第5次冲突后，适配器从｛O. l.2...?31｝中选择K，故K为4的概率为1132，它对应于204.8ms的时延。第五章习题：

l0100

10100 10100 10111

l. 00011 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。

0000 II11

0101 1010 例如，对于正确二维偶检验矩阵：

0000 110I 0101

检测和纠正单比特的例子是： 1010

0000

I001 0101

双比特差错不能检测的例子：1010

3.解：计算因特网校验和我们把16比特的值全部加起来： ，000000000000000l

000000I0000000Il 00000l0000000lOl

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0000011000000111

0000100000001001

0001010000011001

他的和是l110101111100110 4. 解：如果我们用10101010000 除以1001，我们可以得到1001011l，余数是001.

i;!pR=OOl。

5. 解（a)

E(p）＝坤（1-p）阳

E’(p)=N(l-p）制Np(N-1)(1-p）阳

=N(l-p)N-2{(1-p)-p(N-1))

E'(p)=O::::::>p? 去

1 盯－? (1

(b)

1 E(p*)=N1.＂＇’

万｛I

主）

1

N

出（1专＝I

5哩。一1，，..E → τ｝＇＇=N-

日 N e

E(pηN阳

＝！

e

6解：

E(p)=Np(l-p）酬n

E’(p)=N(l-p)1巳li-2)-Np2(N-1)(1-p)1Cli习

=N(l-p）苟H句α1-p)-p2(N-l))

E'(p)=0=>p*＝＿＿＿..！.一＿

2N-1

E(p勺＝一主(1-!

)2{N-)

2N-1 E 2N-1

－－2 7.解：纯ALOHA，对于几乎所有的p值其效率均为零，如下图：

－a 1hMh V

也··

Elft:te'回..

a'-...

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a........

回8E四

，萃tiwuJ nLO －』 三’’’。－

a.c-.;

、 1 川t － r E－l M o HA P

c a

也－、 Fi凯lfe6:EfficiencyofAlohaandSlottedAloha

8.解：轮询的长度是： N(QIR+rpoil).

在一个轮询中传输的比特数是NQ，最大的吞吐量是：

a 0.2

?J.J 型4 as

Ci C.7 0.8 as

NQ N(QIR+t\1） r” ‘ i＋」一一一

R t:iollR

9解 (a)'

b)'

c）如下图：

Q

133.333.333.001

77777777777777

d)l.在A表格中确定数据，可以路由到节点l门．门l.l11.002

2.主机A用ARP来确定LAN的地址是111.111.门1.002 也就是，22-22-22-22-22.

3.A 中的适自由脱口以大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Fo

e)A的ARP必须知道IP为l11.111.111.002的主机的局域网地址。主机A发送在一个广播帧里发送ARP牵挂，第一个路由器收到请求包，并给主机A发送一个ARP响应包。该气RP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e

可与 10. 钳制才。51200 仕脱例可

S1.2x103birs

10x1日bps

. =S.1'.lmsec

m-

lOMbps 的刀两税 ，毒害劫制唱

，而对于lOOMbps，则为5121S。

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,

11.t=O时A开始传输数据。

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.

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Time,r 。

IEvent

IA and B begintransmission

225 273 J73+JJS=498 498+96=594 I A andB detectcollision

IA andB finishtransmittingjamsignal IB’slast bitanivesatA·Adetects四idlechannel IA startstransmitting

J73+S1J=78S IBre饥lffiStoStepJ

Bmustsenseidlechannelfor96bittimesbeforeit transmits

594+225=819 IA's transmissionreachesB

因为在B安排重传时间前，A的重传信号就已经到达了8，所以在A重传数据的时候B暂停传输。羊 A和B就不会冲突。

13.耍，使l/(1+5a)=0.5，等价于a=0.2=tprop/ttraos 'tprop=di(l.俨108)m/s饵，以及t1rans= 出d等于265米。对于lOOMbps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m/s=2.94闷。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：

(576bits)I(108bits/s巳c），解

2tp呻＝2.265m/1.8* 108

w- P(Y=m)＝β（1-fJ)'J气

其中p是成功的概率。

黝

耀E 糠 X叮”1 则

x=E[X］

二E[Y]-1二子

β＝巧＞（l-p)N-1

χ

l一巧J(l-p)N-1

巧J(l-p)N-1

k

efficiency＝一一一＝ k+x

k+ -1Vp(l一地（1-PY''η !

1

b.最大效率等于x的最小值，也等于0的最大值。由题意可知，p的最大值是p=l肘。

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efficiency=

k 1-(1 土）＂'-1

川

k

一万户－。l

limefficiency= N

→oo ?．旷c. 15. A.

1-1/e 1/e

＝一一

k

k+e-l

d. 很明显，当k趋近于无穷大时，k/(k+e+l）接近

900m

。 2·10mIsec ft +4? 20bits 10×lOQbps

L

=(4.5×10-6

8×1o-6)sec

=12.5psec

B.

? ? ? ? T=O,A和B都传输。

T=l2.5间，A检测到j冲突。

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

．

t=37.5psec＋

＝137.5psec10×IO\bps

ι

IOOObits

A的包完全到达B。

c.

12.5psec+S·lOOpsec=512.5psec

L·8 64×10.1 16. 填充8*L个比特需要的时间：B. 、sec=-msec.

L

8

1500

一一 msec=187.5msec. 8L=l500 时，包延时为：

L·8+40

＝寸 斗包延－ 司将

，，，一，为。。

一－反edc n U c e 户』J E xnU

c.存储转发延时： R 'L=l500时，延时为：

1500·8+40 12

,.. secmsec 77psec155×lOv 155

勾一－当L=48时，延时小于lμs.

D. 对于典型的ATM链路速度，存储转发延时很小。但是当L=l500时，包延时对于实时语音应用而言非常大。

L nNH JnNH AU1

本文来源：https://www.bwwdw.com/article/m3i2.html