计算机网络自顶向下方法第四版答案_中文版_

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 、Internet protocol stack

口application 应用层：suppor寸的g network applications 报文 FTP, SMTP, 。

HTTP

口transport 运输层；process-process data transfer 报文段 ·:·TCP,UDP

口network 网络层： routing of datagrams from source to destinat ion 数据报 ·:·IP, routing protocols

口link 链路层：“ta transfer between neighboring network elements 帧 ·:·PPP, Ethernet

口physical 物理层：bits ”on the w ire\"

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 电子师件 远程终SMTP TCP 端访问 WEB

Telnet TCP 文件传输

远程文件服务器 流式多媒体 因特阿电话

专业.专注 .

FTP

阳S

TCP

专用 专用

通常 UDP 通常 UDP 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 比特首度宇 段指示了以 32 比特字为单位的 TCP 首度：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

专业.专注 .

.. . . ..

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): link cost from node x toy; = 00 if not direct neighbors eD(v): cu「rent value of cost of path from source to dest. v

ep(v): predecesso「 node along path f 「om source to v •N’ set of nodes whose least cost path def initively known

Step 。1

2 3

4 5

N'

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 Q（价.R（ν）口（W).R(W) Q（在） R（革）口（到.R(Y) Q(l).Q(l)

2,u 5』L 1.u co oo

一一2,x

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-Fo rd Equation (dynamic programming)

dx (y) := cost of least-cost path from x to y Then where min is taken over all neighbors v of x 3} dx(y) ＝皿D {c（萃， v) + cJv{y) }

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 + LS C 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。

= 4 8、a 报文复杂性， LS 算法大于 DV t1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） R IP 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 专业.专注 .

.. . . ..

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、R lP 使用一个位于网络层协议 (IP） 之上的运输层协议（UDP)

专业.专注 .

.. . . ..

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 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 。

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 cbap5 链路层和周蠕网

chap6 元钱网络和移动网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.

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 !l2.4-2. 485GHZ 802.lb

最高为 Mbps 5. J -5.8GHZ 802. lla 最高为 Mbps 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、络

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： ：

foreign agent home agent intercepts packets, forwards to fo「eign agent

receives packets, forwards to mobile

home netwo俨

k

1

correspondent .- packets using home add「ess of

专业.专注 .

。 addresses

.. . . ..

mobile

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 ：

专业.专注 .

.. . . ..

co「「espondent fo「wa「ds to foreign agent

foreign agent

「eceives packets, forwards to mobile

home netwo俨

k

①＼

directly to

10、 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：

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

GSM: indi俨ect 俨outina to mobile

home MSC sets up 2°d leg of call to MSC in visited network

user MSC in visited network compmobile

险

tes call through base station to 专业.专注 .

.. . . .. 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。

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

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 t I 时刻开始向接收主机发送分组 。在 口=t l+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

l l. 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连接状态信息是维护在一 个虚电路数字传输表格 中。

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。

专业.专注 .

.. . . ..

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 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 ：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n ATM machine to SenreI\" Msg name HELO purpose

Let server know that there is a card 丰n the

ATM machine

ATM card transmits user ID to Server PASSWD User enter s PIN , which is sent to server BALANCE User requests balance WITHDRAWL Us er ask8 to withdraw 皿oney BYE user all done

Messages from Server to ATM machine (display) Msg name

purpose

Ask user f or PIN (passOK

PASSWD

OK

last requested oper ati n (PASSWD , WITHDRAWL) last reque sted oper ation (PASSWD, WITHDRAWL) in ERROR

sent in .response to BALANCE request

user done, di splay welcome screen at ATM

。

回ord)

ERR

AMOUNT < amt > BYE

专业.专注 .

Corr琶ct operation: cl.ient HELO (userid) .. . . .. server

－－－－－－－…·－－……－－＞ ( check if va1id userid)

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

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

BALANCE 〈－－－－－－－－－－－－－。K (password 丰.s OK)

-------------->

<------------- AMOUN T

VVITHDRAWL < a皿t二＞ --------------> check if enough $ t 口 cover

withdraw1

<------------- OK <------------- BYE

ATM dispenses $

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

In situation wh钮也ere's not enough 1D011句：

HEL。（userid) --------------> (check if va1id userid) <------------- PASSWD

PASSWD －－－－－－－－－『－－－－＞ (chec k password )

< ------------- OK (password is OK)

BALANCE <------------- AMOUNT

WITHDRAWL --------------> check if withdraw I

< ------------- ERR (not enough funds) error msg displayed no $ given out

BYE －－－－－－－－－－－－－－〉

enough $ to cover

-------------->

<------------- 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〉 象（只会有非常小的队列）

，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 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)l O 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 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 C L十2h ) /R

专业.专注 .

.. . . ..

c）由于链路上没有存储转发延时， 因此，总延时为：飞十 C L+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

专业.专注 .

.. . . .. 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. η第一个比特 已经到达 B.

g)m=LS/R= I 00 ×2.5e8/28e3=3km

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 bi t ，这个白要 ：48 ×8/e3 = 6e

-3s= 6ms

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

到该 bit 被解码的时延为：6十 0.384+2=8.384ms C 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（

协s10)

川阴阳 ）叫护什

叫z -:j：言）＝昨笠=0.999

｜、／耳汇EτE否 J布忑工瓦百 ｜

3叫

所以所求概率约为 ：0.001

9.

a) 10，仅用

”三｜干 lp\"(l-p）川

.11-N+l \\ II I

Ji { E 飞

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 N 个分组的排队时延为：？也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！； 1) L/R 秒，所以

平均排队时延为t

l :.... L 1 L l (N-l)N L (N-1)

-7.(n- l)L f R 一－ n 一一一一一一＝一一一一 ;:I RN RN 2 R 2

11. a）传输时延为 L/R ，总时延为

一一一＋一＝一－

R(l -1) R 1-1

b）令 x=L/R ，则总时延与x 的函数为：总时延

IL L LI R

xi C 1-ax) ,

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

专业.专注 .

dq -

.. . . ..

输速率，令 d！”’守.

专业.专注 .

LIR’ 、用d二，表示通过第 q 条链路的传播时延 。则：

.. . . .. 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 rZ Q H ＋’M a d d d m m ψ hF M 13. 知她？习毛考H巳

14. a）“带宽时延”积＝〔 le7/2.5e8) *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)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=40,000,000b it

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) l SOe-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（ 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胀客的 安全运输。 机到 目标主机的总时间 5×3 （跳） = 15s。

（答非所问？）

e

1曲回×250/2.5e8=40ms ，传送10 个分组， 总时延＝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

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

－一－－－×；L sec

专业.专注 .

S+40 _

.. . . ..

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：

R 。之后，每 C S+40 ) IR 秒，目标测接收到一个分组。所 专业.专注 .

dfllay ＝一一－x 2 ＋（一－l)x （一一一）＝一一－x （一＋。

R S R R S

S+40 F .. . . ..

S+40 S+40 F 为了计算最小时延对应的 S，对delay 进行求导，则 ：

-def’ 0 二字 一（一一一一一）＋一＝0 斗 S 飞／40F

句. dS R S S \" R

F l 40 +S 1 r士士

专业.专注 .

.. . . ..

2 复习题

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

2. PSI 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，井规定应用程序的 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 地址是典型的客户布服务器模式 。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， 等待联系的边程是服务器 。

5. No. As stated in the text , aH communication sessions hav巳 a client side and a server side. In a P2P file-sharing application, the peer that is receiving a fi le is typically the client and the peer that is sending the fi le is typically the server.

ν6. P 目的主机的 E 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-ma il

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JDP

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 码回送该站点 。这样当用户防问该站点时，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/ l.l 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 距离用户更远，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＇eh 缓存器的瓶颈带宽要比客户机 与起始服务器之间的瓶 颈带宽大的丢在 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、71FTP 使用两个井行的 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予任一 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 专业.专注 .

.. . . ..

务 器的主机名到它的 IP 地址 如身苦ype =MX ，贝i}Jalue 是别名为 Name 的邮件服务器的规范主机名。RR: g 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烦在 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

专业.专注 .

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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 Gnutell a 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 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， 它就成句 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 Gnutell a 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 Gnutell a 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+l 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 P 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, SI\\心ff, REIN, QUIT.

Transfer parameter commands: PORT, PASV, TYPE, STRU, MODE. Service commands: RETR, STOR, STOU, APPE, A LLO,REST, RNFR, RNTO, ABOR, DELE,RνID, MRD,PWD, LIST,NLST , SITE, SYST, STAT, HELP, NOOP. 3. SFTP: 1 凹，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.l 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 conne电tion-token ”close” in the Connection-header requesνreply.

field of the http 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。 胆｜ 密服务？？？？

6. The total amount of time to get IP address is RTT 1 + RTT 2＋八＋ RTT0 .Once the IP address is known，尤T7'0 elapses to set up the TCP connection and another f刀》 elapses to request and receive the small o均ect. The to时 response time

is 2RTT0 + RTT 1+ RTT2 +A + RTT0

7. a)R甘 1 ＋八＋ RTT0+2RTTo+ 3 ×2RTTo= 8RTTo +RTT 1 + A+ RTT0

b) RTT I ＋ 八 ＋RTT0+2RTTo十2RTT0=4RTT0+RTT 1 ＋八 ＋RTT0 c) RTT 1 ＋八 ＋RTT0+2RTTo十RTT0=3RTT0+RTT 1 ＋ 八 ＋RTT0

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 专业.专注 .

.. . . ..

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 HπP 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/ l.l: 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l;R ＝

(900,000 bits)/(1,500,000 bits/sec) = 0.6 sec 链路的流量强度是 ： 13 （1.5 requests/sec)(0.6 sec/request) = 0.9. 因

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.. . . ..

此，平均访问时延是 ：LV(l- f3 M=(0.6 sec)/(l -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)/[l 一 （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，平均司 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 时间由 8sec 减少到 l.92sec o 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 UlDL 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，，J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 l

C: retr 2 S: blah (blah ... S: ...........blah) S: . C: dele 2 C: quit

S: +OK POP3 server sitr,ning off b) C: re廿 2 S: blah blah ... S: ...........blah S: . C: quit

S: +OK POP3 server signing off c) C: list S: 1498 S: 2 912 S: . C: retr 1

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.. . . ..

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， who is 服务

器，DNS 服务器等 。

。一个入侵者能使用 who is 数据库和 nslookup 工具来检测目标机构的 E 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 who is 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，由最 优red 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

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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 己经离开。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 己经离开。然屈ob 将会尝试与 一个新的对等点建立 TCP 连接， 以此重建第五个 混 17. a）在直接连接 Bob 和 Alice 的TCP 上传送 QueryHit 信息的优点是 QueryHit 倍思在因特网的基本路由上传送，没 有经过中间对等点， 孰lice

打开一个 TCP 连接；因此Al ice 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 Que叩信息到达一个对等点时 ，该对等点就梅4臼sageID 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 倍思到达 Bob 时， 它将包含信息从lice 到达 Bob 所经过的所有对等点的 IP 地址的顺序列表 。 虽ob 回传一个 QueryHit 信思时 ，官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迭的下一个对等点。

18. 对于 Ping1Pong 信息的状况答案没有改变，只需把 Que可 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。

因此， $bb 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b）每个组长将储存其子对等方共辜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 que可 到它的组长。这个组长将以 』·个匹配回应，井有可能将这个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句uery 发送给 其他的超级组长。

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

又将这个 querγ 发送到至多 M 个邻居，因此最大的查询报文数为 ： N +NM + NM2 + ... + NMCK- lk N(J + M + M2 + ... + M(K-l ) ) = N(l-M勺／（1-M)= N[(N-l)K- l)/(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，先运千fJDP 客户机，再运行UDP 服务器是可以的，不会出革 当客户机和服务器运行起来后 ，你司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 32 建立。 UDP 服务器帘要知 道客户机喘口号以便 于它能够将分组回送给正确的客户机套接字。查租 JDP 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()l 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 32 。所以UDP 服务器不 需要修改。 Before:

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

专业.专注 .

.. . . ..

After:

Client socket= 32 Server socket= 9876

专业.专注 .

.. . . .. 3复习题

I. Pl27 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. Pl3 1 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循

1

4. a) false b) false c) true d) false e) trueηfalse g) false 5. a) 20 bytes ( ll0-90=20bytes) ACK

6. P l55 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/2P180 R/2

b) ack number = 90 P 155 第一个包丢失 ，发送第一个包之前的一个包的 8. Pl 76 错误，其阀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：467 513 e) Yes. ηNo.

2. Pl28 假设主机 A,B,C 的 IP 地址为 a,b,c. ( a儿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E 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，源四地址 b，目的端口 26145 ，目的IP 地址＝c; 3. P 132 UDP 检查和

01010101

d) s →B 源端 口号：23 目的端口号：±但且旦旦旦

11000101 1100010 1 +0 1001100 00010001 l 的补码＝lUOlllO

为了检测错误， 搓收方将四个字相加（ 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

专业.专注 .

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存在错误。所有的 l bit 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 I）。

4. Pl38 假设发送方处于“等待来自上层的调用 l ”状态，接收方处于 “等待来自下层的 l” 。发送方发送 一个带 有序列号’ l 的分组，然后转到“等待 ACK 或 NAKl ”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 l 的分组，发送一个 ACK ，然后转入“等待来自下层的 。“状态，等待带有序列号 0 的分组。然而， ACK 出错了。当时t2.1 发送方接收到出错的 ACK ，它就豆发带有序列号 1 的分组。然而，接收方在等待带存宇

列号 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. Pl40 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盼 出一个分组是不是己经接收到的分组的重复 。考虑、 ACK 信息，发送方不需要这个信思（也就是 一个 ACK 的序

专业.专注 .

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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. Pl 39 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. Suppose the protocol has been in operation for some time. The sender is in state “Wait for call from above\" (top le负

hand comer) and the receiver is in state “Wait for 0 from below”.The scenarios for com1pted 由ta and cormpted ACK a陀 shown in Figure I.

｝ 叶

叫一 工一 MPack回garbk蝠 receiver resends last ACK (A1)

Corrupted data

〉

’四dtt 勘ends MO

Canup恒d

Aζ卫ζ

Figur e I : rdt 3.0 scenarios: cormpted data.. cormpted ACK

8. Pl 38 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 A CK 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．

专业.专注 .

.. . . ..

专业.专注10.

.

.. . . ..

。ld ver也on of MO

a叫时1

l l. 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lj x+ 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. 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 utt!= 0.9 = (0.00812) I 30.016 or n approx imately 3377 packets.

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 O 12 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：（l）当前对没有 收到 ACKs;(2）只收到j seqnum 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．

回t 臼呻（sndpkt s罔阳m) ‘Jd t 町回归ndpk川‘同阳m• .)

( ldt rcv(rc咽kt） ＆＆附tcorrupl( 1upkt)

晶晶 ha• ack(世q阳m • :))

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..们

专业.专注 .

.. . . .. receiver

tdl ot•(rc叩kl) 品品 附忧。rrupt(rcvpkl) && ha• 饵”um• ’〉

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rrupl(rcvpk )

rdl ＂＇叫re叩kl) U.notc。&& ha< 世q(WClnum)

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回 呻（！＼CK,Hqnum)

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udl ,.,,d(!\\CK.•罔阳时

Figure 2: Sender and receiv for Problem 3.11

Sender －－u nReceiver

｝｛’A aa pp

e d k n ae ms 1

EM c

’u n send packet t Packet 0 drops

e 唱牛 f e d cfne ue －pa pk k c a c l z bs t e t A e bV E A L e

receive ACK 1 (timeout ) resend packet 0

唱i C

receive packet 0 deliver pair (0 ,1) send ACK 0

r eceive ACK 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-bi t 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．

而 ＂＂＇（四川） && nolcorrupl(rc.pkl)

&&is AC向世q阳mC)

sender

”qm = num+l

耐．” udt_..,nd(sndp qnum)

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.. . . .. receiver B

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而t vp叫 晶晶noloor阳咿t(rcvpkt)

＝＜阻

=

Figure 3. Sender and r民eiver for Problem 3.12

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], 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．

• “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 RO，启动一个计时器并将状态转移到”Wait for D ”等待 DO 状态当处 于忡Wait for Request 0 from above”状态是，A 忽略它从 B 接收到的所有信息 ．

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

• “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”Wait for R巳quest 1from abo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D l 数据报文，它将把 此忽略．

• “Wait for Request 1from 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 Rl ，启动计时器并将状态转移到”Wait for Dl”．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 Dl ＂在这里请求方等待来自 B 的D l 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”Wait for R巳quest 0 from above”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：

• “Send DO\" .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”Send Dl ”状态在这种状态它将用 DI 回应下一个请求报文． • “Send Dl ’ 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”Send Dl”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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.. . . ..

WRI 研究生 0601

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 k 2w.

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>t I ）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 :::: 4.19 Gby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= 194,156,028 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 IOMbps 链路需要 I Ox I 06斗591 秒＝，59 分钟来传输文件． 21. Denote EstimatedRTT (n) for the estimate a白er the nth sample.

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

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

M π R

J η 1JO －归于九】川o s x r·R Lm p m h a m x 、hH + (1-x)11 SampleRπL

感觉应该是 j-1

EstimatedR'fT ）(1-x) i

V»J ＝一一'SampleRTT

－

，、 x 二、1-x j 汀 －

＝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

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.. . . ..

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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.. . . ..

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. Pl 71 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)/2 or R/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 21 0 g）当检测到报文段丢失时 ，thresho ld 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 -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 th reshold 的值为 4。 28.

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8 Connect ion l throughput R

H O(b) linen inc:Ntc:onnec:t ion 1

decrease Is twice that of c。”nectl。”2

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

(a) linear increase,with equal linear decrease

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.. . . ..

Figure 4: Lack of TCP convergence with linear increase, linear decrease

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

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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，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 等协那

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

w1 w w2 w

4 2 8 4

3 , 3

=-W' +-W 8 4

因此， 丢包率为 ：

L = 3

3

-w 1W

＋－ 8 巫 4

的 因为 W 很大，3/8W2>>3/4W 。所 以 L=8/ 3 W2 or W = (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 lOOms RTT 。从 Pl80 的 TCP 吞吐量等式 ，我们得到：

10 Gbps = 1.22 ×(1500 ×8 bits) I (0.1 sec × srqt(L)) Or sqrt(L) = 140 bits I (109 bits) = 0.000014 OrL=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：

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W = min{w ：时气 .. . . ..

I R }

＝｜在l+L

R I min Jat.encv I W

28 Kbps: I 28_77 s民 I 2

tMbps I 1100 Kbps I 8-2 sec I 4 回c I 25 10 Mbps I 0.28 s:饵 I 235

35. a)K 为涵盖对象的窗 口的数量。 （Pl86)

K = number of windows that cover the object =min{k:3°+31 ＋八十 3 I ? 0 IS} = min {k:(l-3k)/(l-3） 三 0 I S}

= min {k : 3k 主 1+ 20 I S} =[log3( 1+20/S)]

b) Q is the number of times the server would idle for an o均eel of infinite size.

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＋2Rπ＋ ）

.... ,., 1'

tall.t

= i+2

阳＋主（Rπi合』

＋.t-l

一＋2R1T +P(R1T +SI R）－＝一一一一一

2 R

(3p -1) s

36.

R 。1/R. J 竹、

p M血 La能ncy w放h slow start h阳ncv 31.25 s优 配 10.19 sec 配 2.81 但到巳 2 但到＝ 配 2&K均)S 29.25 s 3 lOOK问)S 8.19s 5 819配 7 lM问)S 82配 7 lOM问>S 33.13.9.29设 S=536 字节

P=min {Q,K-1 }

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.. . . ..

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

Latency with slow start=2RTT+o/R+P[RTT+S反］－（2P-l)S/R 譬案计算有误

laten cy p Min latency R 0/R 28Kbps

28. 6s

3

30. 6

with slow

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star t 32.99

.. . . ..

lOOKbps Mbps IlOMbps

WR I 研37. a) T

b) T c) F

｜究生 0601

d) F 38. a )

＝叫：川i+fil}

＝皿｛k ：“同（•在）才

=l叫＋到＋

b)

,, il. I

1ateocy ＝亏＋2R＋ π p

I:stallt

.t-1

＝＋2R汀＋主

（πR＋ 令“

(JP -1) S

一＋ ＝

2Rπ

＋P(RIT +S I R）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-l S/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。将恒等式应用到等式中得到希望的结果。

l,

39. Pl86 当服务器发送 一个报文段 ，它接收到ACK 需要等 TS / R+ RTT。第k 个窗口的传输时间为（S / R)2k-1.第 k

个窗口的停滞时间为：

1

［号＋肌俨司＋

可能的停滞次数 Q 为：

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.. . . ..

＝叫：俨 ；三｝

T ＋＝叫：

k三 h←：7j)+1}

!-.r 'S b ＝卡2(r+fil)j+1

服务器停滞的实际次数 P = min(Q, K -1），时延为：

s ，飞

-' I latency = 2RTT ＋τ＋ ） ：I RTT ＋一一－－ 2\"简化为：

latency = 2RTT

÷ 个号）－们）%＋πR k:j' R R )

cr-1)%

40. The fraction of the response time that is due to slow start is (Pl88 )

y/(x+y) where x = 2 RTT +olR and y = P (RTT + SIR) -(2P - 1) SIR

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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 I P 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 Ll 5 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. P2 13 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. 1101 1111. 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．

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.. . . ..

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. 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 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 in g) . 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 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

专业.专注 .

.. . . ..

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 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

．因性．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

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－

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．

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 11100000 11100001 00000000 11100001

接 口 0 1 2

其它

3

接 口 0

第一个 目的地址：3；第二个：1；的三个：2.

8. 目标地址沼围

00000000 辈。00111111

01000000 到 01111111 10000000 Ll 10111111

2

专业.专注 .

.. . . ..

11000000 到 ll l llll l 3

专业.专注 .

.. . . .. 每个范围内地址的数量 26= 个 9. 目标地址范围 接口

10000000 到 10111111 () 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 ) 1. 目标地

接口 址

200.23. 16/2 O 1

］ 2 200.23.24/24

200.23.24/21

其它

3 12. 目标地

接口 址

224/0 1 2 3 8 225. 0/ 16 225/8

其它

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. /28; 101. 101. 101. 80/28; 101. 101. 101. 96/28; 101. 112/28 14. a.

子网 A:214 . 97. 255/24(256 个地址）

子网 8:214.97.2.0/25 到 2 14. 97. 2. 0/29(128-8=120 个地址） 子网 C:214.97.2. 128/25 (128 个地址） 子网 0 :214. 97.2. 0/31(2 个地址） 子网 E:214.97.2.2/31(2 个地址） 子网 F:214 . 97. 2. 4/30(4 个地址）

专业.专注 .

101. 101.

.. . . ..

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 110101101100001 1111111 1101011011000011111110000000 1101011路由器 2 01100001111111000001 最长前缀匹配

1101011011000011111110000000 110101101100001 111ll110 0

110101101100001 11111110000001

最长前缀匹配0 0

110101101100001111111000001

1101011011000011111110000001

15. 1101011011000011111111

取

P219 报文段的最大尺寸为 480(20byte s 专业.专注 .

出口 子网 A 子网 D 子网 F

出口 子网D子 网B 子网 E 出口

子网 F 子网E 子网C IP 酋部），因此产生的报文段的个数＝[(3000-20) I480]=7 C ［］ 表示

.. . . .. 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 4000000byte s. 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. . 192. 168. 0. 192. 168. o. 1, 128. 119. 40. 86, 4000

192. 168. o. l, 128. 119. 40. 86, 4001

128. 119. 40.86,4002 192. 168.0. 128. 119. 40.86,4003 192. 168. 128. 119. 40. 86,4004 192. 168. 0. 128. 119. 40. 86, 4005 192. 168. 0. 3,

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.Arno ld 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， Arno ld 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 Arn old 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电

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 v-y-z

21.

飞，

N’

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a

D仰

D(u），叫“｝

面制 h叩

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D(1时，p(w)

D(y),p(y)

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厅川曲曲 专业.专注 .

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WR I 研究生 0601

2 。 step 3 4 5 6 a）鱼。m node s to all no也s (note 也因 broken inf町oroflefim倒tcolumn)

’· s 咐，州 D(u),p(u) D(妙i ，俐 D(时附j D(xJ,p(x} q的，p(_业 ．。 5.t 51 5.t 5.t 51 q埠，p(z) ．。 3.1 3.1 st 也』 她』Z 由』 纯』1YW 她』ZV'#N 1s zv D(s),p（功： 4.s 3.1 D(u).p(u) ．。 110 4,u 4,u D{vJ,p(v} 。。。 ．． 6.u 6.u 5.v 0(1 ．附l ．。 ．。 ．． ．． 7,v 6.w 6,w D{y)翩 41 41 41 41 41 41 阳启｛司 21 2.1 2.1 Step 2 3 b) fromn<刘kt to all nodes (n·。能：ties 阮啤en infavor of le缸n耐column)

N' D(秽; Pt秽 ．。 ．。 ．。 ．。 6,v 5,w 5.w 。 Is 1.1 lsu lsuz 也uzy 。 step 1 2 3 4 。 4 5 6 lsuzvw ku7v.刷 21 2.1 9 1 9.t 3,u Ju D(•”，p(v} ．．． ．。 5,u 5,u 4,v from node uto all nodes (note:ties broken infavor ofleftm臼t column)

N' u IN D(s）刹＇s) D{O,p(tJ D(wl,p(w) D(x),p(x) D(y）刷 ．。． 2v 2,v 2 v D件Pt习 。 ．。 4.1 41 4.1 4,t 4.1 INNN wtwvs 5 3w. 6 UVl\\WSX 份量。m node v to all nodes (n•。他tiesbroken infavor ofleftmost column)回栩 wt 4u 4,u 3.t 31 3.1 2u 2.u 1u 3 u ． 2,v 2,v 。 4.v 4v 3.w 3,w 。 step 1 2 3 4 5 6 N' D(s),p(s) D{Q,p创 D(u),p(u) 时咐p(w) 1.w 1,w D{x),p(x} 地1刷 D{z),p(z) 1v 1,v． 1v ．。 。 ．。 15,y 15,y 6.1 6,1 w column)WV 2 咽E且 。 step 3 4 5 6 。y YU YWI YWIV YINIVX YUW明 YUW四ts ．。 5,u 5u 5.u 5,u 41 9.v 3,u Ju 3.u 3,u 1.v 3,v 3.v 2w 2.w from nodεw IX> all nodes (no能·ties broken infavor of lef油田st N' D(s),p(s) D仰1,p{O D(u),p吟 时吟州 ．D(x),pt” 剑”唰 az),p(z) （。

WYlCl』 IAN咀Ill wvxuvt WV'/JJ明S

。。。 ．。 ．．． 10,v ．．． 10 y 6,u 4u 6.u 4.u 5.1 3.w 2.v 2v 1w 1.x 1且 ．。 2.Y 2v 2,v ．。 ．． ．． ．。 16,y 61 6.t 。＆创n node y to all nodes 仙 •te:ties br咏mm往vor of le缸n臼旷step t col111皿 ｝ D仰，仰 。刷刷 ．．． 4,y 。。。 4v 4u 6.u 6u 4u 6,u 4u 5.t D(u),p(i吟 。帕，p(v) 1,y 0(时1 ，p(w) z)lJ(;功F刺 （， ,pt。。 y 2 3 4 5 6 。 w V回』 l\\l'IMI ．． 2v 、V咀剿眩目t V咀，.，，回 WUWlds ．． 2v 2.v 6,y 4v 4v 3w 14.Y 14.v 14,y 14 v 14,y 6,1 61 专业.专注 .

.. . . .. 嚣’怠。m node zto all E回!es(note:ties 阮okeo in favor of le缸B臼tcol山皿）

。 Step 旷 凋p(tJ D(S)JJ(S) D(f）u) （u），同．。 。 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.

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 C田tto

u

v x y z

∞∞∞∞ ∞∞5 ∞∞∞∞2 m ∞∞∞∞∞∞O v

From x

y

z

Cost to

E且 v x y z

∞012 5212∞4 v

From x y 。归∞5 ’且’3 ’ζJ 』。 znv z

Cost to

x 30 12 z52 30 u12 34 u V03 15 v

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Cost to

v

咀 ιτ ζJ u 3 anx y a 守’ A AU z

《J 句，＆ From x y ’且句，b ’’－’v 3A’3 AU AqL ’v 3n。 3 z

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 专业.专注 .

.. . . ..

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 ，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．

专业.专注 .

.. . . .. 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 I O;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.

Node x

Node y Cost to

table

table

Cost to

y5∞ z

From

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XO∞ 。。 。。 。。

X VZ JFrom

x 00 z

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y∞O XVJZ Cost

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z 2 6 0 ∞ 。。 5 α3 。。

6

Cost to

x 0 3 2 z 2 6 0 V3 0 6 Jx 0 5 2

VζnJ υ J X VZ JX VZ JFrom

From

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Cost to

x α3

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x

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y 00 仅3 。。。

00

z

z

？－ x ∞0 5 2 6 0

Cost to

y z

x From

y 5 0 6 2

6 0

z 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 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

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 ．

29.

专业.专注 .

盯

2 .. . . ..

X’s view of the topology topology

W's view of the

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）.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 ） .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). 32.

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．

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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.. . . ..

WRI 研究生 0601

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=28bi ts 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）

专业.专注 .

.. . . ..

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 MAC addresses; 232 个 IPv4 addresses; 212s 个 1Pv6 addresses

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 ：

l 0 1 0 0 1 0 1 0 0 1010 0 1 0 1 1 1

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

I I 1 1

0 1 0 1

例如，对于正确二维偶检验矩阵 ：

1 0 1 0

0000

1 10 I 0 1 0 1

检测和纠正单比特的例子是 ： 1 0 1 0

专业.专注 .

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0000

I 0 0 1

0 1 0 1

1 0 1 0 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 0000000 l 000000 I0 000000 Il 00000 l00 00000lO l

专业.专注 .

.. . . ..

00000110 00000111

00001000 0000100 1 000 10100 00011001

他的和是 l 110101111100110

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

i;!p R=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 )

E(p*) = N出（1专＝I

万｛I

1 1.＂＇’ 主）

N

1

N

5哩。一，，→.. E 1 τ｝＇＇ = -

e

日 N

6解：

E(pη＝！ N 阳 e

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 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 1 h 专业.专注 .

Mh E V Elft:te'回.

也··

a' -..... . . ..

a........

回8 E四

，萃tiwun LJO －』 三’’’。－

a.c-.;

、 1 r E－ 川t l M o HA －P

c a

也－、 Fi凯lfe 6: Efficiency of Aloha and Slotted Aloha

8.解：轮询的长度是 ： N (Q I R+ 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(Q I R+ t\"'\"1） ‘ r” i＋」一一一

R t:iollR

9解 (a ) '

b) '

c）如下图：

Q

133.333.333.001

77 77 77 77 77 77 77

d ) l.在 A 表格中确定数据，可以路由到节点 l 门．门 l.l1 1.002

2.主机 A 用 ARP 来确定 LAN 的地址是 1 11.111.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 l 11.111.111.002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10.

e

钳制才。可与

51200 仕脱例可

S 1.2x 103birs

m-

. lOMbp的刀两税 s

，毒害劫制唱

10 x 1日 bps

1'.lmsec

= S.

，而对于 lOOMbps ，则为512 1S。

11.t = O 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 ,

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.. . . ..

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

225 I A and B detect collision 273 I A and B finish tran smitting jam signal

J73+ JJS = 498 I B ’s last bit anives at A · A detects 四idle channel 4 98+96=5 94 I A starts transmitting J73+ S1J = 78S I B re饥lffiS to StepJ

B must sense idle channel for 96 bit times before it

transmits

594+225=819 I A's transmi ssionrea ches B

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= (108bits/s巳c），解 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 。

I A and B begin transmission

I Event

w- 2tp呻＝2.265m/1.8* 108

P ( Y = m)＝β（1- fJ )'J 气

其中p是成功的概率。

耀E x = E[X ］

二 E [ Y]-1二子

黝

糠 X叮”1 则

β ＝巧＞（l- p)N- 1

χ

l 一巧J(l -p)N-1

巧J(l - p)N-1

efficiency＝一一一 ＝

k

k + x k + -1Vp (l 一 1

地（1-PY'' !

η 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

=

k 一。 万户川l

－

lim efficiency = ＝一一k N→oo ．•旷1-1/ e k+e -l

c. 1/ e

d. 很明显，当 k 趋近于无穷大 时， k/(k+e+l）接近

15. A.

900m 20bitsft

2 ·10 。 m I sec + 4 1•

0 ×l OQ L

bps

= (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

．

I OOObits

t = 37.5p

ι

10 1＝37.5psec

×IO\"bps

A 的包完全到达 B。

sec＋

c.

12.5psec+ S ·lOOpsec = 512.5psec

L ·8、 sec = -L

16. 填充 8*L 个比特需要的时间： ×10.1 8m sec . 15 一一00 m

sec = 187.5m sec .

将B. L=l500 时，包延时为：一，，，，LAUxnUnnNJ NHH 斗－包延司1 为。 8

＝寸 。

L ·8+ 40

1500· 8+ 40 12

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JEe c 一－反ndcU e户 』 .. . . ..

c. 存储转发延 时： R ' L=l500 时，延时为：

当 L=48 时， 延时小于 lµs .

,.. sec msec77psec 155 ×l Ov155

勾 一－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。

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.. . . ..

品｜ 品Ide斗 品

7 I A I 0

out out inlabel label dest tert. m 10 A 12 0 7 。

UMM 刷一川搁一’川－0 －－MZA DAU 6

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17.

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labeout l dest outint。ert . 6 A m out out lab创 label dest 1nte「． 6 ． A 。

.. . . ..

6 复习题

I. APs 周期性的发送信标帧， AP 的一个信标帧通过 l l 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， AP t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 2 的输出＝[1,- 1,1,1,1,-1,1,1]; [ 1,-1,1,1,1,- 1,1,1] 3.

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

8 8

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

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 22 Mbps 对 802.l lb 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（8256 bits)/( 11Mbps)=751usec . 总时间为：

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

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－ .. . . ..

820 usec .

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 ，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 ｜那、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。

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…E

。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 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。 。。 【 the redundant chunk is obtained by

exclusive OR-ing the n o门ginal chunks 】

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 lntserv framework

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.. . . .. 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

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 ：Al ice 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 。

w与否都可以检测到所接

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。

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