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计算机网络(自顶向下方法)第四版答案(中文版)3chapter

计算机网络(自顶向下方法)第四版答案(中文版)3chapter
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3复习题

1.P127 源端口号为y,目的端口号为x。

2.P 131 应用程序开发者可能不想其应用程序使用TCP的拥塞控制,因为这

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

3.P131 是的,应用程序开发者可以将可靠数据传输放到应用层协议中完成。

但是这需要相当大的工作量和进行调试。

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

5.a) 20 bytes (110-90=20bytes) b) ack number = 90 P155 第一个包丢失,

发送第一个包之前的一个包的ACK

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

第二个报文段,服务器到客户机,seq=80,ack=44;第三个报文段,客户机到服务器,seq=44,ack=81。

7.R/2 P180 R/2

8.P176 错误,其阈值将被设置为拥塞窗口目前值的一半(乘性减)。

习题

1.A →S 源端口号:467 目的端口号:23

b) B →S源端口号:513目的端口号:23

c) S →A源端口号:23目的端口号:467

d) S →B源端口号:23目的端口号:513

e) Yes.

f) No.

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

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

到主机C:左边进程:源端口=80,源IP地址=b, 目的端口=7532,目的IP地址=c;

到主机C:右边进程:源端口=80,源IP地址=b, 目的端口=26145,目的IP地址=c;

3.P132 UDP检查和

01010101

+01110000

11000101

11000101

+01001100

00010001

1的补码=11101110

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

4.P138 假设发送方处于“等待来自上层的调用1”状态,接收方处于“等

待来自下层的1”。发送方发送一个带有序列号1的分组,然后转到“等待ACK或NAK1”的状态等待ACK或NAK。假设现在接收方正确接收到带有序列号1的分组,发送一个ACK,然后转入“等待来自下层的0“状态,等待带有序列号0的分组。然而,ACK出错了。当rdt2.1发送

方接收到出错的ACK,它就重发带有序列号1的分组。然而,接收方在等待带有序列号0的分组并在它没有收到带有序列号0的分组时一直发送NAK。因此发送方会一直发送带有序列号1的分组,这时接收方会一直发送这个分组的NAK信息。两边都不会从这个状态中跳出,进入了死循环。

5.P140 为了回答这个问题,首先考虑为什么我们需要序列号。我们看到发

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

6.P139 rdt3.0协议的发送方与rdt2.2协议的发送方的不同之处在于引入了超

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

7.Suppose the protocol has been in operation for some time. The sender is in

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

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

8.P138 这里,我们加入一个定时器,它的值比我们已知的往返传播时延大.我

们在”等待ACK或NAK0”和”等待ACK或NAK1”状态各加入一个超时事件.如果超时事件出现,那么最后传输的分组将被重传.让我们看看为什么这个协议仍然能和rdt2.1的接收方协同工作.假设超时是由数据分组的丢失引起的,比如,一个从发送方到接收方的信道上的分组丢失.在这种情况下,接收方从没有接收过之前传送的分组,从接收方的角度看,如果超时重传的分组被接收到,它看起来就和最初传输的分组被接收是一样的.现在假设一个ACK丢失.接收方最终将由于超时重传分组.但是这个重传动作是和当一个错误ACK出现时的重传动作是完全相同的.因此当出现ACK丢失或出现错误ACK时,发送方的重传动作是一样的.rdt2.1的接收方已经能够处理出现错误ACK的状况.

9.协议仍将工作,因为如果接收到的带有错误的分组实际上被丢掉的话,重传

就会发生(从接收方的观点看,这两种情况哪一个会发生,或者同时发生是不可知的).要对这个问题进行更进一步的讨论,就必须考虑到定时器超时

过早发生的情况.在这种情况下,如果每个超大分组被确认,并且每个接收的超大分组确认信息导致另一个超大分组被发送,当n趋近于无穷时,分组n被发送的次数将无限增加.

10.

11.在仅使用NAK的协议中,只有当接收到分组x+1时才能检测到分组x的

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

12.I t takes 8 microseconds (or 0.008 milliseconds) to send a packet. in order for

the senderto be busy 90 percent of the time, we must have util = 0.9 = (0.008n) / 30.016 or n approximately 3377 packets.

13.在GBN可靠数据传输协议中,发送方持续发送分组直到它接收到一个

NAK.如果到n-1之前的分组已经被正确的接收,这个NAK只是为分组n 产生.也就是说,n总是未被接收的分组的最小序号.当发送方接收到分组n 的NAK,它从分组n开始重传.这和书上讲的GBN协议相类似,除了在流水线上没有未被确认分组的最大数.注意发送方不能确切的直到有多少分组

未被确认.如果当前的序号是k,最后一个NAK是分组n的,那么在流水线上或许就有k-(n-1)的分组未被确认.还要注意接收方只有在接收到更高序列号的分组时才能确认分组n的丢失.(接收分组的序列号的空缺告诉接收方位于孔雀位置的分组丢失).因此,对于接收方,当数据速率低时,(比如,两个分组之间的时间比较长),将会比数据速率高时花费更长的时间来确认分组的丢失.

14.在我们的解决方案中,发送方在接收到一对报文的ACK(seqnum和

seqnum+1)后才开始发送下一对报文.数据分组携带有两bit的序列码.也就是说,游泳的序列号是0,1,2,3.ACK信息携带已经确认的数据分组的序列号.

接收方和发送方的FSM由下图所示.注意发送状态记录:(1)当前对没有收到ACKs;(2)只收到seqnum的ACK或只收到seqnum+1的ACK.在本图中,我们假设seqnum由0起始,发送方已经发送第一对数据.

15.这个问题是简单停等协议rdt3.0的变种.因为信道有可能丢失数据,还因为

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

16.a) 在这里的窗口长度为N=3,假设接收方已经接收到分组k-1,并且已经对

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

b) 如果接收方在等待分组k,那么它已经接收(并确认)了分组k-1以及在这之前的N-1个分组.如果所有这N的ACK都没有被发送方接收到,那么值为[k-N,k-1]的ACK信息可能仍在回传.因为发送方已经发送了分组

[k-N,k-1],那么发送方肯定已经接收到了分组k-N-1的ACK.一旦接收方发送了分组k-N-1的ACK,它就不会在发送低于k-N-1的分组的ACK.因此发送方接收到的所有报文的ACK字段的可能值为从k-N-1到k-1.

17.因为A-to-B信道会丢失请求报文.A将需要超时timeout和重传请求信

息.(为了能重丢失中恢复过来).因为信道时延是未知且变化的,A有可能发送重复的请求(比如,重传一个已经被B接收到的请求).为了能够检测出重复的请求报文,协议将使用序列号.1-bit序列号就能够满足停/等类型的请求/响应协议的需求.

?“Wait for Request 0 from above”这里请求方在等待一个来自上层的请求一个单元数据的命令.当它接收到来自上层的请求是,它就向B发送一个请求报文R0,启动一个计时器并将状态转移到”Wait for D0”等待D0状态.

当处于”Wait for Request 0 from above”状态是,A忽略它从B接收到的所有信息.

?“Wait for D0”在这里请求方等待来自B的D0数据报文.A的计时器在这个状态是一直运行的.如果计时器超时,A重新发送一个R0报文,重启计时器并保持这个状态.如果接收到来自B的D0报文,A停止计时器,并将状态转移到”Wait for Request 1from above”等待来自上层的调用1.如果A在这个状态接收到一个D1数据报文,它将把此忽略.

?“Wait for Request 1 from above”在这里请求方再次等待来自上层的请求一个单元数据的命令.当它从上层接收到一个请求时,它向B发送一个请求报文R1,启动计时器并将状态转移到”Wait for D1”.当处于Wait for

Request 1 from above状态时,A忽略从B接收到的任何数据.

?“Wait for D1”.在这里请求方等待来自B的D1数据报文.在这个状态A 的计时器一直在运行.如果计时器超时,A将发送另一个R1报文,重启计时器并保持这个状态.如果接收到来自B的D1报文,A停止计时器,并将状态转移到”Wait for Request 0 from above”在这个状态A将忽略重B接收到的信息.

数据提供方B只有两个状态:

?“Send D0”.在这种状态,B持续通过发送D0来回应接收到的R0报文.

并保持这个状态.如果B接收到一个R1报文,它就直到D0报文已经被正确接收.因此就将这个D0数据丢失(因为它已经被另一端接收).并转移到”Send D1”状态.在这种状态它将用D1回应下一个请求报文. ?“Send D1”在这种状态,B持续通过发送D1来回应接收到的R1报文,并保持在这个状态.如果B接收到一个R0报文,它就由此直到D1报文已经被正确接收,并转移到”Send D1”状态.

18.为了避免图3.27出现的情况,我们要避免让接受者窗口的最前端(也就是

具有最高序列号的那个)与发送窗口的最尾端(发送窗口中的具有最低序列号的那个)交迭在同一个序列号空间中.也就是说,序列号空间必须足够大到让整个接收窗口和整个发送窗口在此序列号空间中不会出现交迭.因此,我们需要测定在任何给定时刻由接收方和发送方覆盖的序列号有多大.

假设接收方等待的最低序列号是分组m的序列号.在这种情况下,接收方窗口是[m, m+w-1],并且它已经接收(并确认)了分组m-1和此前的w-1个分组,这里w是窗口的尺寸.如果所有这w个ACK都没有被发送方接收到,那么值为[m-w ,m-1]的ACK报文将仍被传回.如果带有这些ACK号码的ACK都没有被发送方接收,那么发送方的窗口将是[m-w, m-1].因此,发送窗口的最低边界是m-w,接收窗口的最大边界是m+w-1.为了使接收窗口的前沿和发送窗口的后沿不出现交迭,因此序列号空间必须大到能过容纳2w长度的序列号.也就是说,序列号空间长度必须至少使窗口长度的两倍k ≥ 2w.

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

接收方确认1,2,3.在t2(t2>t1)时刻发送方计时器超时,重发1,2,3.在t3时刻接收到重复的分组并重新确认1,2,3.在t4时刻发送方接收到接收方在t1

时刻发送的ACK,并将其窗口前移到4,5,6.在t5时刻发送方接收到接收方在t2发送的ACK1,2,3.这些ACK是在当前窗口之外的报文的ACK.

b) 是的,本质上同a中是一样的.

c) True.

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

20.有232 = 4,294,967,296个可能的序列号.

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

b) 报文数是: [232/1460]=2,941,758.每个报文增加66bytes的首部,所以总共增加了2,941,758×66=194,156,028 bytes的首部.要传输的总比特数为232 +194,156,028 = 3,591×107 bits

因此使用10Mbps链路需要10×106=3,591秒=59分钟来传输文件.

21.D enote EstimatedRTT (n) for the estimate after the nth sample.

EstimatedRTT (1) = SampleRTT1

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

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

= xSampleRTT1 + (1 ? x)xSampleRTT2+ (1 ? x)2 SampleRTT3

EstimatedRTT (4) = xSampleRTT1 + (1 ? x)EstimatedRTT(3)

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

b)

感觉应该是j-1

c)

22.让我们看看如果TCP测量重传报文的SampleRTT会出现什么情况.假设

源发送分组P1,P1的定时器超时,源接着发送P2---同一个分组的一个新的拷贝.进一步假设源测量P2的SampleRTT(重传的分组).最后假设在传输P2后很快P1的ACK到达.源将错误的把这个ACK当作P2的ACK,并计算出错误SampleRTT值.

23.S endBase:是最近未被确认的字节的序号.SendBase-1是接收方已正确按序

接收到数据的最后一个字节的序号.

LastByteRcvd:从网络中到达的并且已经放入主机B接收缓存中的数据流最后一个字节的编号.

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

SendBase–1 ≤ LastByteRcvd

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已经接收了序号到y-1的数据.如果y ≤SendBase或在线路上有其他的ACK,在t时刻接收方(正确的和按序的)接收到的真正的最后一个byte要比y-1大.

所以y-1 ≤ LastByteRvcd

25.假设发送了分组n,n+1,n+2,并且分组n被接收并被确认.如果分组n+1和

n+2在端到端的路径上被重新排序)也就是说,被以n+2,n+1的顺序接收),那么在收到第一个冗余ACK就重传的策略下,在接收到分组n+2时将产生一个分组n的冗余ACK,这将引起重传发生.在接收到3个冗余ACK才执行重传的策略下,只有在分组n后面的两个分组被正确接收,然而分组n+1没有被接收的情况下,重传才会发生.设计三个冗余ACK策略的设计者可能感觉等待两个分组(而不是一个)是在当需要时触发快速重传和当分组重新排序时不进行过早的重传之间权衡的结果.

26.P171 如果在图3.45b中到达速率的增加超过了R/2,那么到达队列的总到

达速率将超过队列的容量,这将导致随着到达速率的增加包的丢失也随之增加.当到达速率=R/2时,每3个离开队列的分组中就有1个是重传分组.

随着丢失的增加,甚至是离开队列的分组的较大分片都将是重传数据.即使是将离开队列的最大离去速率给定为R/2,并给定随到达速率的增加1/3或更多的数据将被传输.成功递交数据的吞吐量也不会超过λout.同样的原因,如果离开队列的分组中有一般的分组为重传分组,并且输出分组的最大速率是R/2,那么λout的最大值是(R/2)/2 or R/4.

27.P178 收到3个冗余ACK后,TCP将拥塞窗口减小一般,然后线性地增

长。但是超时事件发生时,TCP发送方进入一个慢启动阶段,即它将拥塞窗口设置为1MSS,然后窗口长度以指数速度增长。拥塞窗口持续以指数速度增长,知道CongWin达到超时事件前窗口值地一半为止。此后,CongWin以线型速率增长,就像收到3个冗余ACK一样。

a)运行TCP慢启动的时间间隔是[1,6]和[23,26]

b)运行TCP避免拥塞时的时间间隔是[6,16]和[17,22]

c)在第16个传输周期后,通过3个冗余ACK能够检测到一个报文段丢失。

如果有一个超时,拥塞窗口尺寸将减小为1。

d) 在第22个传输周期后,因为超时能够检测到一个报文段丢失,因此拥

塞窗口的尺寸被设置为1。

e) Threshold的初始值设置为32,因为在这个窗口尺寸是慢启动停止,避免拥塞开始。

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

第16个周期检测到丢失时,拥塞窗口的大小是42,因此在第18个传输周期时threshold值为21。

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13。

h) 在第一个传输周期内,报文段1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4-7,在第四个传输周期发送8-15;在第五个传输周期发送16-31;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

一半。因此新的拥塞窗口和threshold的值为4。

28.

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间相连的线段上移开。在图4(b)中,因丢包导致的连接1和连接2线性减小的速率之比为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1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(因此不是停等协议),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阻止TCP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。并且,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,主机A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,进程就会以平均速率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:

因此,丢包率为:

b) 因为W很大,3/8W2>>3/4W。所以L≈8/3 W2 or W≈(8/3L)1/2。因此,我们得到

平均吞吐量=3/4(8/3L)1/2·MSS/RTT=1.22MSS/RTT(L)1/2

32.P180考虑一条具有1500字节报文段和100ms RTT。从P180的TCP吞吐

量等式,我们得到:

10 Gbps = 1.22 ×(1500×8 bits) / (0.1 sec ×srqt(L))

Or sqrt(L) = 14640 bits / (109 bits) = 0.00001464

Or L = 2.14 * 10-10

33.将在t1时刻的CongWin和Threshold值用在t2时刻的优点是TCP不需要

经过慢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t1到t2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.P183 最小传输时延是2RTT+O/R。取得该时延的最小窗口长度W为:

35.a)K为涵盖对象的窗口的数量。(P186)

K = number of windows that cover the object

= min{k : 30 + 31+ Λ + 3k ?1≥ O / S}

=min{k:(1-3k)/(1-3) ≥ O / S}

= min{k : 3k≥ 1 + 2O / S}

=[log3(1+2O/S)]

b) Q is the number of times the server would idle for an object 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-S/R3k-1≥0}=1+[log3(1+RTT/(S/R))]

c)

36.

设S=536字节

P=min{Q,K-1}

Q==1+[log2(1+RTT/(S/R))]

K=[log2(1+2O/S)]

Min latency=O/R+2RTT

Latency with slow start=2RTT+O/R+P[RTT+S/R]-(2P-1)S/R答案计算有误

R O/R P

Min

latency

latency

with

slow

start

28Kbp

s

28.6s 3 30.6 32.99

100Kb

ps

1Mbps

10Mbp

s

37.a) T

b) T

c) F

d) F

38.a)

b)

左式中3改为2

P为实际停滞次数。

[X]+=max(x,0)

时延=2RTT+O/R+∑k=1K-1[S/R+RTT-2k-1S/R]+

由P185页的时延等式,我们注意到只有在k≤ Q时,方括号中的值才不等于0。因此我们可以用P代替K-1,并移除[…]+的限制。将恒等式应用到等式中得到希望的结果。

39.P186 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:

可能的停滞次数Q为:

服务器停滞的实际次数P =min(Q, K ?1),时延为:

简化为:

40.T he fraction of the response time that is due to slow start is(P188)

y/(x+y) where x = 2 RTT +O/R and y = P (RTT + S/R) – (2P– 1) S/R

计算机网络自顶向下答案第六章中文版

6复习题 1.APs周期性的发送信标帧,AP的一个信标帧通过11个信道中的一个发送。信标帧允许附近的无线基站发现和 识别AP。 2.1)基于无线主机的MAC地址;2)用户名和密码的结合。在这2中情况中,AP把信息传送给认证服务器。 3.不对 4.2个原因:1)无线信道中误码率比较高;2)在有线的以太网中,发送站点能够检测到是否有碰撞发生,然而 在802.11中站点不能检测到碰撞。 5.不对 6.每一个无线基站都可以设置一个RTS阈值,因此只有当将要传送的数据帧长度长于这个阈值时,RTS/CTS序列 才会被用到。 7.没有好处。假设有2个站点同时想发送数据,并且他们都使用RTS/CTS。如果RTS/CTS的帧长和数据帧长一样 时,信道就会被浪费,因为发送RTS/CTS的时间和发送数据的时间一样。因此RTS/CTS交换只有当RTS/CTS 帧长远小于数据帧长时才有用。 8.开始时,交换机在其转发表中有一个表项标识了无线站点和前一个AP的联系。当无线基站和新的AP联系时, 新的AP将创建一个包括无线基站MAC地址以及以太网广播帧的帧。当交换机收到该帧时,更新其转发表,使得无线站点可以通过新的AP到达。 9.UMTS源于GSM,CDMA200源于IS-95。 习题 1.输出d1 = [-1,1,-1,1,-1,1,-1,1];d0 = [1,-1,1,-1,1,-1,1,-1] 2.发送方2的输出= [1,-1,1,1,1,-1,1,1]; [ 1,-1,1,1,1,-1,1,1] 3. 4.a)两个AP有不同的SSID和MAC地址。一个到达咖啡馆的无线站点将会和其中一个AP的联系。发生联系后, 在新的站点和AP之间会建立一条虚链路。把两个ISP的AP标识为AP1和AP2。假设新的站点和AP1相关联。 当它发送一个帧的时候,它将会到达AP1。虽然AP2也会收到这个帧,但是它不会处理这个帧,因为这个帧发送给它的。因此这两个ISP能在相同的信道上平行地工作。尽管如此,这两个ISP将共享相同的无线带宽。如果不同的ISP中的无线站点同时发送数据,将会产生碰撞。对802.11b来说,两个ISP的最大合计传输速率为Mbps。 b)现在如果不同的ISP中的2个无线终端同时发送数据,就不会产生碰撞。因此这2个ISP的最大合计传输速率为22Mbps对802.11b来说。 5.这样设计是为了公平。我们假设开始只有H1这一个无线站点发送数据,当时当H1发送到一半时,另一个站点 H2也要发送一个帧,为了简单起见,我们还是假设没有隐藏的终端。在发送之前,H2检测到信道忙,因此它要选择一个随机的回退值。现在我们假设H1发送完第一个帧以后,如果退回到第一步,即它等待一个DIFS然后发送第二个帧。那么H2仍将被阻塞并再次等待信道的空闲时刻。因此,如果H1有1000个帧要传的话,那么H2只有等H1传完这1000个帧後才能有机会接入这个信道。但是如果H1传完第一个帧後退回到第二步,那么它也将选取一个随机的回退值,这样的话就给了H2发送数据的机会。 6.不含有数据的帧长为32字节。假设传输速率是11 Mbps,传输一个控制帧的时间为32*8/11 Mbps=23usec.传输 数据帧所需的时间为(8256 bits)/(11 Mbps) = 751usec。总时间为: DIFS + RTS + SIFS + CTS + SIFS + FRAME + SIFS + ACK= DIFS + 3SIFS + (3*23 + 751) usec = DIFS + 3SIFS + 820 usec。 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(这不同于链路状态路由,在这 个算法中,信息的改变将会通过广播发送到所有的路由器,因此在链路状态广播后,所有的路由器将会知道网

计算机网络第四版课后习题答案

1、计算机网络的发展阶段 第一阶段:(20世纪60年代)以单个计算机为中心的面向终端的计算机网络系统。这种网络系统是以批处理信息为主要目的。第二阶段:(20世纪70年代)以分组交换网为中心的多主机互连的计算机网络系统。它的主要特点是:①采用的是静态分配策略;②这种交换技术适应模拟信号的数据传输。③计算机数据的产生往往是“突发式”的。第三阶段:(20世纪80年代)具有统一的网络体系结构,遵循国际标准化协议的计算机网络。第四阶段:(20世纪90年代)网络互连与高速网络。 2、简述分组交换的要点。(1)报文分组,加首部(2)经路由器储存转发(3)在目的地合并 3、试从多个方面比较电路交换、报文交换和分组交换的主要优缺点。 (1)电路交换:端对端通信质量因约定了通信资源获得可靠保障,对连续传送大量数据效率高。 (2)报文交换:无须预约传输带宽,动态逐段利用传输带宽对突发式数据通信效率高,通信迅速。 (3)分组交换:具有报文交换之高效、迅速的要点,且各分组小,路由灵活,网络生存性能好。 4、为什么说因特网是自印刷术以来人类通信方面最大的变革?答:融合其他通信网络,在信息化过程中起核心作用,提供最好的连通性和信息共享,第一次提供了各种媒体形式的实时交互能力。 8、计算机网络中的主干网和本地接入网的主要区别是什么?答:主干网:提供远程覆盖\高速传输\和路由器最优化通信。本地接入网:主要支持用户的访问本地,实现散户接入,速率低。 9、一个计算机网络应当有三个主要的组成部分:(1)若干个主机,它们向各用户提供服务; (2)一个通信子网,它由一些专用的结点交换机和连接这些结点的通信链路所组成; (3)一系列的协议。这些协议是为在主机之间或主机和子网之间的通信而用的。 10、试在下列条件下比较电路交换和分组交换。要传送的报文共x(bit)。从源点到终点共经过k段链路,每段链路的传播时延为d(s),数据率为b(b/s)。在电路交换时电路的建立时间为s(s)。在分组交换时分组长度为p(bit),且各结点的排队等待时间可忽略不计。问在怎样的条件下,分组交换的时延比电路交换的要小?答:线路交换时延:kd+x/b+s, 分组交换时延:kd+(x/p)*(p/b)+ (k-1)*(p/b) 其中(k-1)*(p/b)表示K段传输中,有(k-1)次的储存转发延迟,当s>(k-1)*(p/b)时,电路交换的时延比分组交换的时延大,当x>>p,相反。 11、在上题的分组交换网中,设报文长度和分组长度分别为x和(p+h)(bit),其中p为分组的数据部分的长度,而h为每个分组所带的控制信息固定长度,与p的大小无关。通信的两端共经过k段链路。链路的数据率为b(b/s),但传播时延和结点的排队时间均可忽略不计。若打算使总的时延为最小,问分组的数据部分长度p应取为多大?答:总时延D表达式,分组交换时延为:D= kd+(x/p)*((p+h)/b)+ (k-1)*(p+h)/b D对p求导后,令其值等于0,求得p=[(xh)/(k-1)]^0.5 12、网络体系结构为什么要采用分层次的结构?试举出一些与分层体系结构的思想相似的日常生活。 答:分层的好处:①各层之间是独立的。某一层可以使用其下一层提供的服务而不需要知道服务是如何实现的。②灵活性好。当某一层发生变化时,只要其接口关系不变,则这层以上或以下的各层均不受影响。 ③结构上可分割开。各层可以采用最合适的技术来实现④易于实现和维护。⑤能促进标准化工作。 与分层体系结构的思想相似的日常生活有邮政系统,物流系统。 14协议与服务有何区别?有何关系? 答:网络协议:为进行网络中的数据交换而建立的规则、标准或约定。由以下三个要素组成: (1)语法:即数据与控制信息的结构或格式。(2)语义:即需要发出何种控制信息,完成何种动作以及做出何种响应。(3)同步:即事件实现顺序的详细说明。 协议是控制两个对等实体进行通信的规则的集合。在协议的控制下,两个对等实体间的通信使得本层能够向上一层提供服务,而要实现本层协议,还需要使用下面一层提供服务。 协议和服务的概念的区分:1、协议的实现保证了能够向上一层提供服务。本层的服务用户只能看见服务而无法看见下面的协议。下面的协议对上面的服务用户是透明的。2、协议是“水平的”,即协议是控制两个对等实体进行通信的规则。但服务是“垂直的”,即服务是由下层通过层间接口向上层提供的。上层使用所提供的服务必须与下层交换一些命令,这些命令在OSI中称为服务原语。

计算机网络第四版(潘爱民译著)清华大学出版社课后习题答案

计算机网络第四版(潘爱民译著)清华大学出版社课后习题答案 第1章概述 1.答:狗能携带21千兆字节或者168千兆位的数据。18公里/小时的速度等于0.005公里/秒,走过x公里的时间为x/0.005=200x秒,产生的 数据传输速度为168/200xGbps或者840/xMbps。因此,与通信线路相比较,若x<5.6公里,狗有更高的速度。 2.使用局域网模型可以容易地增加节点。如果局域网只是一条长的电缆,且不会因个别的失效而崩溃(例如采用镜像服务器)的情况下,使用局域网模型会更便宜。使用局域网可提供更多的计算能力和更好交互式接口。 3.答:横贯大陆的光纤连接可以有很多千兆位/秒带宽,但是由于光速度传送要越过数千公里,时延将也高。相反,使用56kbps调制解调器呼叫在同一大楼内的计算机则有低带宽和较低的时延。 4.声音的传输需要相应的固定时间,因此网络时隙数量是很重要的。传输时间可以用标准偏差方式表示。实际上,短延迟但是大变化性比更长的延迟和低变化性更糟。 5.答:不,传送.速度为200,000公里/秒或200米/微秒。信号在10微秒中传送了2千米,每个交换机相当于增加额外的2公里电缆。如果客户和服务器之间的距离为5000公里,平均通过50个交换机给那些总道路只增加100公里,只是2%。因此,交换延迟不是这些情形中的主 要因素。 6.答:由于请求和应答都必须通过卫星,因此传输总路径长度为160,000千米。在空气和真空中的光速为300,000公里/秒,因此最佳的第2页,共76页传播延迟为160,000/300,000秒,约533msec。 7.显而易见,在这里没有正确的独立的答案。但下列问题好像相关:目前的系统有它的很多惯性(检测和平衡)。当新的团体掌握权力的时候,这惯性可保持法律、经济和社会制度的稳定。此外,很多人对社会问题没有真的知道事情的真相,但却具有很强烈的、引起争论的意见。将不允许讲道理的观点写进法律也许不合适。还必须考虑某些专业组织有影响的宣传活动。另一主要问题是安全。黑客可能侵入系统和伪造果。 8.答:将路由器称为A,B,C,D和 E.:则有10条可能的线路;AB,AC,AD,AE,BC,BD,BE,CD,CE,和DE。每条线路有4种可能性(3速度或者不是线路),这样,

计算机网络教程自顶向下方法选择题及答案

Chapter 4 Network Layer 1. Packetizing at the network layer involves A) Encapsulating the payload at the source B) Adds a header that contains the source and destination information C) Decapsulating the payload at the destination D) All of the choices are correct 2. Routers in the path are not allowed to ___________________________. A) fragment the packet they receive B) decapsulate the packet C) change source or destination address D) All of the choices are correct 3. The network layer in the Internet provides _________________. A) comprehensive error and flow control. B) limited error control, but no flow control. C) comprehensive error control but limited flow control. D) All of the choices are correct 4. In a virtual-circuit approach, the forwarding decision is based on the value of the _____________ field in the packet header. A) source address B) destination address C) label D) None of the choices are correct 5. In a datagram approach, the forwarding decision is based on the value of the _____________ field in the packet header. A) source address B) destination address C) label D) None of the choices are correct 6. The performance of a network can be measured in terms of ________. A) delay B) throughput C) packet loss D) all of the choices are correct

计算机网络自顶向下方法第四章中文版答案

《计算机网络自顶向下方法》第四章中文版答案 WRI 研究生0601 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,选路.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。完成这些无需建立任何虚电路。在数据报网络中的路由器不维护任何有关虚电路的状态信息。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到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(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.

计算机网络-自顶向下方法-复习

端系统和网络核心、协议 处在因特网边缘的部分就是连接在因特网上的所有的主机。这些主机又称为端系统(end system) 网络核心部分要向网络边缘中的大量主机提供连通性,使边缘部分中的任何一个主机都能够向其他主机通信(即传送或接收各种形式的数据)。在网络核心部分起特殊作用的是路由器(router)。路由器是实现分组交换(packet switching)的关键构件,其任务是转发收到的分组,这是网络核心部分最重要的功能。 注:分组交换主要有两类,一类叫做路由器,一类叫作链路层交换机。两者的作用类似,都是转发分组,不同点在于转发分组所依据的信息不同。路由器根据分组中的IP地址转发分组,链路层交换机根据分组中的目的MAC地址转发分组。 用于网络核心的交换技术主要有两种:电路交换(circuit switching),分组交换(packet switching) 协议(protocol)是通信双方共同遵守的规则,主要用于指定分组格式以及接收到每个分组后执行的动作。 两种基本的服务 (1)面向连接的服务 保证从发送端发送到接收端的数据最终将按顺序、完整地到达接收端 面向连接服务的过程包括连接建立、数据传输和连接释放3个阶段。在数据交换之前,必须先建立连接;数据交换结束后,必须终止这个连接。传送数据时是按序传送的。 有握手信号,由tcp提供,提供可靠的流量控制和拥塞控制 (2)无连接服务 对于传输不提供任何保证 在无连接服务的情况下,两个实体之间的通信不需要先建立好一个连接,因此其下层的有关资源不需要事先进行预定保留。这些资源将在数据传输时动态地进行分配。 无连接服务的特点是无握手信号,由udp提供,不提供可靠的流量控制和拥塞控制,因而是一种不可靠的服务,称为“尽最大努力交付”。面向连接服务并不等同于可靠的服务,面向连接服务时可靠服务的一个必要条件,但不充分,还要加上一些措施才能实现可靠服务。 目前Internet只提供一种服务模型,”尽力而为”,无服务质量功能 通讯介质及特点 导向传输媒体:双绞线、同轴电缆、光纤 非导向传输媒体:无线电通讯 1.双绞线(Twisted-Pair Copper Wire)抗电磁干扰,模拟传输和数字传输都可以用 2.同轴电缆(Coaxial Cable)广泛用于闭路电视中,容易安装、造价较低、网络抗干扰能力强、网络维护和扩展比较困难、电缆系统的断点较多,影响网络系统的可靠性。 3.光纤(Fiber Optics)传输损耗小,抗雷电和电磁干扰性好,保密性好,体积小,质量轻。 4.无线电通讯(Radio)用无线电传输,优点:通讯信道容量大,微波传输质量高可靠性高,与电缆载波相比,投资少见效快。缺点:在传播中受反射、阻挡、干涉的影响。 延时分类 1、传输时延(发送时延) 发送数据时,数据块从结点进入到传输媒体所需要的时间。也就是从发送数据帧的第一个比特算起,到该帧的最后一个比特发送完毕所需的时间。 2、传播时延 电磁波在信道中需要传播一定的距离而花费的时间。信号传输速率(即发送速率)和信号在信道上的传播速率是完全不同的概念。 3、处理时延:交换结点为存储转发而进行一些必要的处理所花费的时间。 4、排队时延:结点缓存队列中分组排队所经历的时延。排队时延的长短往往取决于网络中当时的通信量。

《计算机网络自顶向下》课后习题答案答案(第一章中文版)

1复习题 1.没有不同。主机和端系统可以互换。端系统包括PC,工作站,WEB服务器,邮件服务器,网络连接的PDA,网络电视等等。 2.假设爱丽丝是国家A的大使,想邀请国家B的大使鲍勃吃晚餐。爱丽丝没有简单的打个电话说“现在我没一起吃晚餐吧”。而是她 先打电话给鲍勃建议吃饭的日期与时间。鲍勃可能会回复说那天不行,另外一天可以。爱丽丝与鲍勃不停的互发讯息直到他们确定一致的日期与时间。鲍勃会在约定时间(提前或迟到不超过15分钟)出现再大使馆。外交协议也允许爱丽丝或者鲍勃以合理的理由礼貌的退出约会。 3.联网(通过网络互联)的程序通常包括2个,每一个运行在不同的主机上,互相通信。发起通信的程序是客户机程序。一般是客 户机请求和接收来自服务器程序的服务。 4.互联网向其应用提供面向连接服务(TCP)和无连接服务(UDP)2种服务。每一个互联网应用采取其中的一种。 面相连接服务的原理特征是: ①在都没有发送应用数据之前2个端系统先进行“握手”。 ②提供可靠的数据传送。也就是说,连接的一方将所有应用数据有序且无差错的传送到连接的另一方。 ③提供流控制。也就是,确保连接的任何一方都不会过快的发送过量的分组而淹没另一方。 ④提供拥塞控制。即管理应用发送进网络的数据总量,帮助防止互联网进入迟滞状态。 无连接服务的原理特征: ①没有握手 ②没有可靠数据传送的保证 ③没有流控制或者拥塞控制 5.流控制和拥塞控制的两个面向不同的对象的不同的控制机理。流控制保证连接的任何一方不会因为过快的发送过多分组而淹没另 一方。拥塞控制是管理应用发送进网络的数据总量,帮助防止互联网核心(即网络路由器的缓冲区里面)发生拥塞。 6.互联网面向连接服务通过使用确认,重传提供可靠的数据传送。当连接的一方没有收到它发送的分组的确认(从连接的另一方) 时,它会重发这个分组。 7.电路交换可以为呼叫的持续时间保证提供一定量的端到端的带宽。今天的大多数分组交换网(包括互联网)不能保证任何端到端 带宽。当发生拥塞等网络问题时,TDM中的数据丢失可能只会是一部分,而FDM中就可能是大部分或全部。 8.在一个分组交换网中,在链路上流动的来自不同来源的分组不会跟随任何固定的,预定义的模式。在TDM电路交换中,每个主机 从循环的TDM帧中获得相同的时隙。 9.t0时刻,发送主机开始传输。在t1=L/R1时刻,发送主机完成发送并且整个分组被交换机接收(无传输时延)。因为交换机在 t1时刻接收到了整个分组,它可以在t1时刻开始向接收主机发送分组。在t2=t1+L/R2时刻,交换机完成传输且接收主机收到了整个分组(同样,无传输时延)。所以,端到端实验是L/R1+L/R2。 10.在一个虚电路网络中,每个网络核心中的分组交换机都对经过它传输的虚电路的连接状态信息进行维护。有的连接状态信息是维 护在一个虚电路数字传输表格中。 11.面向连接的VC电路的特点包括:a.建立和拆除VC电路是需要一个信令协议;b.需要在分组交换中维持连接状态。有点方面, 一些研究者和工程人员争论到:使用VC电路可以更容易提供QoS业务,如:保证最小传输率的业务,以及保证端到端的最大分组延时的业务。 12.a.电话线拨号上网:住宅接入;b.电话线DSL上网:住宅接入或小型办公;c.混合光纤同轴电缆:住宅接入;d.100M交换机以 太网接入:公司;e.无线局域网:移动接入;f.蜂窝移动电话(如WAP):移动。 13.一个第一层ISP与所有其它的第一层ISP相连;而一个第二层ISP只与部分第一层ISP相连。而且,一个第二层ISP是一个或 多个第一层ISP的客户。 14.POP是ISP网络中一个或多个路由器构成的一个组,其它ISP中的路由器也可以能连接到这个POP。NAP是一个很多ISP(第 一层,第二层,以及其它下层ISP)可以互联的局部网络。 15.HFC的带宽是用户间共享的。在下行信道,所有的分组从头到尾由同一个源发出,因此在下行信道不会发生冲突。 16.以太网的传输速率有:10Mbps,100Mbps,1Gbps和10Gbps。对于一个给定的传输速率,如果用户单独在线路上传输数据, 则可以一直保持这个速率;但是如果有多个用户同时传输,则每个都不能达到所给定的速率(带宽共享)。 17.以太网通常以双绞线或者细的同轴电缆为物理媒体,也可以运行在光纤链路和粗同轴电缆上。 18.拨号调制解调器:最高56Kbps,带宽专用;ISDN:最高128Kbps,带宽专用;ADSL:下行信道5-8Mbps,上行信道最高1Mbps, 带宽专用;HFC:下行信道10-30Mbps,上行信道一般只有几Mbps,带宽共享。

《计算机网络(第四版)》习题答案

计算机网络(第四版) 习题答案

第1 章概述 1-3 The performance of a client-server system is influenced by two network factors: the bandwidth of the network (how many bits/sec it can transport) and the latency (how many seconds it takes for the first bit to get from the client to the server). Give an example of a network that exhibits high bandwidth and high latency. Then give an example of one with low bandwidth and low latency. 客户-服务器系统的性能会受到两个网络因素的影响:网络的带宽(每秒可以传输多少位数据)和延迟(将第一个数据位从客户端传送到服务器端需要多少秒时间)。请给出一个网络的例子,它具有高带宽和高延迟。然后再给出另一个网络的例子,它具有低带宽和低延迟。 答:横贯大陆的光纤连接可以有很多千兆位/秒带宽,但是由于光速度传送要越过数千公里,时延将也高。相反,使用56 kbps调制解调器呼叫在同一大楼内的计算机则有低带宽和较低的时延。1-4 Besides bandwidth and latency, what other parameter is needed to give a good characterization of the quality of service offered by a network used for digitized voice traffic? 除了带宽和延迟以外,针对数字化的语音流量,想要让网络提供很好的服务质量,还需要哪个参数? 声音的传输需要相应的固定时间,因此网络时隙数量是很重要的。传输时间可以用标准偏差方式表示。实际上,短延迟但是大变化性比更长的延迟和低变化性更糟。 1-6 A client-server system uses a satellite network, with the satellite at a height of 40,000 km. What is the best-case delay in response to a request? 一个客户-服务器系统使用了卫星网络,卫星的高度为40000km。在对一个请求进行响应的时候,最佳情形下的延迟是什么? 答:由于请求和应答都必须通过卫星,因此传输总路径长度为160,000千米。在空气和真空中的光速为300,000 公里/秒,因此最佳的传播延迟为160,000/300,000秒,约533 msec。 1-9 A group of 2n - 1 routers are interconnected in a centralized binary tree, with a router at each tree node. Router i communicates with router j by sending a message to the root of the tree. The root then sends the message back down to j. Derive an approximate expression for the mean number of hops per message for large n, assuming that all router pairs are equally likely. 在一个集中式的二叉树上,有2n-1个路由器相互连接起来;每个树节点上都有一个路由器。路由

计算机网络自顶向下课后答案

7第一章 R11 L/R1 + L/R2 R13 a. 两个用户 b. 每个用户需要1Mbps进行传输,若两个或更少用户同时进行传输,则带宽需求量最大为2Mbps,由于链路总带宽为2Mbps,所以无排队时延;若三个或更多用户同时进行传输,带宽需求超过3Mbps,多于链路总带宽,因此会出现排队时延。 c. 0.27 d. 0.008;0.008 R19 a. 500kbps b. 64s c. 100kbps;320s R23 应用层:网络应用程序及应用层协议存留的地方;

传输层:在应用程序端点之间传送应用层报文; 网络层:将网络层分组(数据报)从一台主机移动到另一台主机; 链路层:将分组从一个结点移动到路径上的下一个结点; 物理层:将帧(链路层分组)中的一个一个比特从一个结点移动到下一个结点。 R25 路由器:网络层,链路层,物理层 链路层交换机:链路层,物理层 主机:所有五层 P3 a. 电路交换网。 因为应用包含可预测的稳定带宽需求的长运行时间,由于传输率已知且非猝发,可在无明显浪费的情况下为每个应用周期预留带宽。且建立与中断连接的总开销可被均摊在应用长时间的运行时间中。 b. 在最坏的情况下,所有应用同时经一条或多条链路传输。然而由于每条链路都有足够带宽提供给所有应用,不会出现拥塞情况,因此不需要拥塞控制。

第二章 R5 目的主机的IP地址与目的进程套接字的端口号 R12 当用户首次访问网站时,服务器创建一唯一标识码,在其后端服务器中创建一入口,将该唯一标识码作为Cookie码返回,该cookie码储存在用户主机中,由浏览器管理。在后来每次的访问与购买中,浏览器将cookie码发送给网站,因此当该用户(准确地说,该浏览器)访问该网站时,网站会立即获知。 R15 FTP使用两平行TCP连接,一条连接发送控制信息(例如文件传输请求),另一条连接用作实际传输文件。由于控制信息不会通过与文件传输相同的连接发送,因此FTP在“带外”发送控制信息。 R19 是的,一个机构的邮件服务器和Web服务器可以有完全相同的主机名别名。MX 记录被用来映射邮件服务器的主机名到它的IP地址。如果Type=MX,则Value 是别名为Name的邮件服务器的规范主机名。RR:resource record. 为了获得邮件服务器的规范主机名,DNS客户机应当请求一条MX记录;而为了获得其他服

计算机网络(第4版) 清华大学出版社 习题答案(中文版)

第 1 章概述 1. 答:狗能携带21千兆字节或者168千兆位的数据。18 公里/小时的速度等于公里/秒,走过x公里的时间为x / = 200x秒,产生的数据传输速度为168/200x Gbps或者840 /x Mbps。因此,与通信线路相比较,若x< 公里,狗有更高的速度。 2. 使用局域网模型可以容易地增加节点。如果局域网只是一条长的电缆,且不会因个别的失效而崩溃( 例如采用镜像服务器)的情况下,使用局域网模型会更便宜。使用局域网可提供更多的计算能力和更好交互式接口。 3. 答:横贯大陆的光纤连接可以有很多千兆位/秒带宽,但是由于光速度传送要越过数千公里,时延将也高。相反,使用56 kbps调制解调器呼叫在同一大楼内的计算机则有低带宽和较低的时延。 4. 声音的传输需要相应的固定时间,因此网络时隙数量是很重要的。传输时间可以用标准偏差方式表示。实际上,短延迟但是大变化性比更长的延迟和低变化性更糟。 5. 答:不,传送.速度为200,000 公里/秒或200米/ 微秒。信号在10微秒中传送了2千米,每个交换机相当于增加额外的2 公里电缆。如果客户和服务器之间的距离为5000 公里,平均通过50个交换机给那些总道路只增加100 公里,只是2%。因此,交换延迟不是这些情形中的主要因素。 6. 答:由于请求和应答都必须通过卫星,因此传输总路径长度为160,000千米。在空气和真空中的光速为300,000 公里/秒,因此最佳的传播延迟为160,000/300,000秒,约533 msec。 7. 显而易见,在这里没有正确的独立的答案。但下列问题好像相关:目前的系统有它的很多惯性(检测和平衡)。当新的团体掌握权力的时候,这惯性可保持法律、经济和社会制度的稳定。此外,很多人对社会问题没有真的知道事情的真相,但却具有很强烈的、引起争论的意见。将不允许讲道理的观点写进法律也许不合适。还必须考虑某些专业组织有影响的宣传活动。另一主要问题是安全。黑客可能侵入系统和伪造结果。 8. 答:将路由器称为A,B,C,D 和E.:则有10条可能的线路;AB, AC, AD, AE, BC, BD, BE, CD, CE,和DE。每条线路有4 种可能性(3 速度或者不是线路),这样,拓扑的总数为410 = 1,048,576。 检查每个拓扑需要100 ms,全部检查总共需要104,857. 6秒,或者稍微超过29个小时。 9. 答:这意味着,从路由器到路由器的路径长度相当于路由器到根的两倍。若在树中,根深度为1,深度为n,从根到第n层需要n-1跳,在该层的路由器为。 从根到n-1 层的路径有router的和n --2跳步。因此,路径长度l为: 或 This expression reduces to l=n-2,The mean router-router 路径为2n-4。

计算机网络自顶向下的方法

计算机网络自顶向下的方法 第一章:计算机网络和因特网 复习题: 1.主机和端系统之间有什么不同?列举不同类型的端系统。Web服务器是端系统吗? 答: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。 3.什么是客户机程序?什么是服务器程序?服务器程序请求和接收来自客户机程序的服务吗? 答:客户机程序是运行在一个端系统上的程序,它发出请求,并从运行在另一个端系统上服务器程序接收服务。一般是客户机请求和接收来自服务器程序的服务。 7.以太LAN的传输速率有多高?对于给定的传输速率,LAN上的每一个用户能够持续以该速率传输吗? 答:目前,以太网的传输速率有:10Mbps,100Mbps,1Gbps和10Gbps。对于一个给定的传输速率,如果用户单独在线路上传输数据,则可以一直保持这个速率;但是如果有多个用户同时传输,则每个都不能达到所给定的速率(带宽共享)。交换以太网使用星型拓扑使主机直接与一台“交换机”相连,以允许所有主机以LAN的全部速率同时发送和接收11.与分组交换网络相比,电路交换网络有什么优点?在电路交换网路中,TDM比FDM有哪些优点? 答: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。 14.第一层ISP和第二层ISP之间的关键差异是什么? 答: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。 16.考虑从某源主机跨越一条固定路由向某目的主机发送一分组。列出分组的端到端时延中的时延组成。这些时延中,哪些是固定的?哪些是变化的? 答: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。 23.因特网协议栈中的五个任务。这些任务中的一个(或多个)能够由两个(或多个)层次执行吗? 答: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。 习题 1.考虑一个应用程序以稳定的速率传输数据(例如,发送方每k个时间单位元产生一个N比特的数据单元,其中k较小且固定)。另外,当这个应用程序启动时,它将持续运行相对长的一段时间。回答下列问题,简要论证你的答案: A.分组交换网还是电路交换网更适合这种应用?为什么? B.假定使用了分组交换网,并且该网中所有流量都来自如上所述的这种应用程序。同时,假定该应用程序数据传输速率的总和小于每条链路的各自容量。需要某种形式的拥塞控制吗?为什么? 答:a.电路交换网更适合所描述的应用,因为这个应用要求在可预测的平滑带宽上进行长期的会话。由于传输速率是已知,且波动不大,因此可以给各应用会话话路预留带宽而

计算机网络第四版课后习题-标准答案-谢希仁

计算机网络第四版(谢希仁编著) 1、计算机网络的发展阶段 第一阶段:(20世纪60年代)以单个计算机为中心的面向终端的计算机网络系统。这种网络系统是以批处理信息为主要目的。第二阶段:(20世纪70年代)以分组交换网为中心的多主机互连的计算机网络系统。它的主要特点是:①采用的是静态分配策略;②这种交换技术适应模拟信号的数据传输。③计算机数据的产生往往是“突发式”的。第三阶段:(20世纪80年代)具有统一的网络体系结构,遵循国际标准化协议的计算机网络。第四阶段:(20世纪90年代)网络互连与高速网络。 2、简述分组交换的要点。(1)报文分组,加首部(2)经路由器储存转发(3)在目的地合并 3、试从多个方面比较电路交换、报文交换和分组交换的主要优缺点。 (1)电路交换:端对端通信质量因约定了通信资源获得可靠保障,对连续传送大量数据效率高。 (2)报文交换:无须预约传输带宽,动态逐段利用传输带宽对突发式数据通信效率高,通信迅速。 (3)分组交换:具有报文交换之高效、迅速的要点,且各分组小,路由灵活,网络生存性能好。 4、为什么说因特网是自印刷术以来人类通信方面最大的变革?答:融合其他通信网络,在信息化过程中起核心作用,提供最好的连通性和信息共享,第一次提供了各种媒体形式的实时交互能力。 8、计算机网络中的主干网和本地接入网的主要区别是什么?答:主干网:提供远程覆盖\高速传输\和路由器最优化通信。本地接入网:主要支持用户的访问本地,实现散户接入,速率低。 9、一个计算机网络应当有三个主要的组成部分:(1)若干个主机,它们向各用户提供服务; (2)一个通信子网,它由一些专用的结点交换机和连接这些结点的通信链路所组成; (3)一系列的协议。这些协议是为在主机之间或主机和子网之间的通信而用的。 10、试在下列条件下比较电路交换和分组交换。要传送的报文共x(bit)。从源点到终点共经过k段链路,每段链路的传播时延为d(s),数据率为b(b/s)。在电路交换时电路的建立时间为s(s)。在分组交换时分组长度为p(bit),且各结点的排队等待时间可忽略不计。问在怎样的条件下,分组交换的时延比电路交换的要小? 答:线路交换时延:kd+x/b+s, 分组交换时延:kd+(x/p)*(p/b)+(k-1)*(p/b) 其中(k-1)*(p/b)表示K段传输中,有(k-1)次的储存转发延迟,当s>(k-1)*(p/b)时,电路交换的时延比分组交换的时延大,当x>>p,相反。 11、在上题的分组交换网中,设报文长度和分组长度分别为x和(p+h)(bit),其中p为分组的数据部分的长度,而h为每个分组所带的控制信息固定长度,与p的大小无关。通信的两端共经过k段链路。链路的数据率为b(b/s),但传播时延和结点的排队时间均可忽略不计。若打算使总的时延为最小,问分组的数据部分长度p应取为多大? 答:总时延D表达式,分组交换时延为:D= kd+(x/p)*((p+h)/b)+(k-1)*(p+h)/b D对p求导后,令其值等于0,求得p=[(xh)/(k-1)]^0.5 12、网络体系结构为什么要采用分层次的结构?试举出一些与分层体系结构的思想相似的日常生活。 答:分层的好处:①各层之间是独立的。某一层可以使用其下一层提供的服务而不需要知道服务是如何实现的。②灵活性好。当某一层发生变化时,只要其接口关系不变,则这层以上或以下的各层均不受影响。 ③结构上可分割开。各层可以采用最合适的技术来实现④易于实现和维护。⑤能促进标准化工作。 与分层体系结构的思想相似的日常生活有邮政系统,物流系统。 14协议与服务有何区别?有何关系? 答:网络协议:为进行网络中的数据交换而建立的规则、标准或约定。由以下三个要素组成: (1)语法:即数据与控制信息的结构或格式。(2)语义:即需要发出何种控制信息,完成何种动作以及做出何种响应。(3)同步:即事件实现顺序的详细说明。 协议是控制两个对等实体进行通信的规则的集合。在协议的控制下,两个对等实体间的通信使得本层能够向上一层提供服务,而要实现本层协议,还需要使用下面一层提供服务。 协议和服务的概念的区分: 1、协议的实现保证了能够向上一层提供服务。本层的服务用户只能看见服务而无法看见下面的协议。下面的协议对上面的服务用户是透明的。2、协议是“水平的”,即协议是控制两个

计算机网络:自顶向下方法-课本课后习题答案

计算机网络:自顶向下方法-课本课后习题答案(1-3)

课后习题答案: Chapter 1: Review questions: 1,4,11,13,15,16,18,19,23,25,26 1 没有不同,在本文书中,“主机”和“终端系统”可以互换使用。终端系统包括PCs ,工作站,Web 服务器,电子邮件服务器,连接Internet 的PDA ,WebTV 等。 4 1 通过电话线拨号调制解调器:住宅 2 通过电话线的DSL :住宅或小型办公室 3 光纤电缆:住宅 4 100 Mbps 交换以太网:公司 5 无线LAN :移动电话 6 蜂窝移动接入(例如WAP ):移动电话 11 电路交换网络可以为一个通话保证特定数量的端到端带宽。大多数现在分组交换网络(包括Internet )可以提供所有端到端带宽保证。 13 在时间t0发送主机开始传输。在t1 = L/R1时,发送主机完成传输并且整个分组到达路由器(没有传播延迟)。因为路由器在时间t1拥有整个分组,所以它在时间t1开始向接收主机传输此分组。在时间t2 = t1 + L/R2,路由器完成传输并且接收主机接收整个分组(也没有传播延迟)。因此端到端延迟是L/R1 + L/R2。 15 a) 可以支持两个用户因为每个用户需要一半的链路带宽。 b) 因为在传输过程中每个用户需要1Mbps ,如果两个或更上用户同时传输,那么最大需要2Mbs 。因为共享的链路的可用带宽是2Mbps ,所以在链接之前没有排队延迟。然而,如果三个用户同时传输,那么需要的带宽将是3Mbps ,它大于共享链路的可用带宽,在这种情况下在链接前存在排队延迟。 c) 给定用户传输的概率是0.2。 d) 所有三个用户同时传输的概率是()333133--??? ? ??p p = (0.2)3 = 0.008。因为当所有用户都传输时,队列增加,所以在队列增加的分数(它等于所有三个用户同时传输的概率)是0.008。 16

计算机网络第四版课后答案

第一章概述(P19) 1、计算机网络的发展可划分为几个阶段?每个阶段各有何特点? 答:计算机网络的发展可分为以下四个阶段。 (1)面向终端的计算机通信网:其特点是计算机是网络的中心和控制者,终端围绕中心计算机分布在各处,呈分层星型结构,各终端通过通信线路共享主机的硬件和软件资源,计算机的主要任务还是进行批处理,在20世纪60年代出现分时系统后,则具有交互式处理和成批处理能力。(2)分组交换网:分组交换网由通信子网和资源子网组成,以通信子网为中心,不仅共享通信子网的资源,还可共享资源子网的硬件和软件资源。网络的共享采用排队方式,即由结点的分组交换机负责分组的存储转发和路由选择,给两个进行通信的用户段续(或动态)分配传输带宽,这样就可以大大提高通信线路的利用率,非常适合突发式的计算机数据。(3)形成计算机网络体系结构:为了使不同体系结构的计算机网络都能互联,国际标准化组织ISO提出了一个能使各种计算机在世界范围内互联成网的标准框架—开放系统互连基本参考模型OSI.。这样,只要遵循OSI标准,一个系统就可以和位于世界上任何地方的、也遵循同一标准的其他任何系统进行通信。(4)高速计算机网络:其特点是采用高速网络技术,综合业务数字网的实现,多媒体和智能型网络的兴起。 2、试简述分组交换的特点 答:分组交换实质上是在“存储——转发”基础上发展起来的。它兼有电路交换和报文交换的优点。分组交换在线路上采用动态复用技术传送按一定长度分割为许多小段的数据——分组。每个分组标识后,在一条物理线路上采用动态复用的技术,同时传送多个数据分组。把来自用户发端的数据暂存在交换机的存储器内,接着在网内转发。到达接收端,再去掉分组头将各数据字段按顺序重新装配成完整的报文。 分组交换比电路交换的电路利用率高,比报文交换的传输时延小,交互性好。 3、试从多个方面比较电路交换、报文交换和分组交换的主要优缺点。 答:(1)电路交换电路交换就是计算机终端之间通信时,一方发起呼叫,独占一条物理线路。当交换机完成接续,对方收到发起端的信号,双方即可进行通信。在整个通信过程中双方一直占用该电路。它的特点是实时性强,时延小,交换设备成本较低。但同时也带来线路利用率低,电路接续时间长,通信效率低,不同类型终端用户之间不能通信等缺点。电路交换比较适用于信息量大、长报文,经常使用的固定用户之间的通信。(2)报文交换将用户的报文存储在交换机的存储器中。当所需要的输出电路空闲时,再将该报文发向接收交换机或终端,它以“存储——转发” 方式在网内传输数据。报文交换的优点是中继电路利用率高,可以多个用户同时在一条线路上传送,可实现不同速率、不同规程的终端间互通。但它的缺点也是显而易见的。以报文为单位进行存储转发,网络传输时延大,且占用大量的交换机内存和外存,不能满足对实时性要求高的用户。报文交换适用于传输的报文较短、实时性要求较低的网络用户之间的通信,如公用电报网。(3)分组交换分组交换实质上是在“存储——转发”基础上发展起来的。它兼有电路交换和报文交换的优点。分组交换在线路上采用动态复用技术传送按一定长度分割为许多小段的数据——分组。每个分组标识后,在一条物理线路上采用动态复用的技术,同时传送多个数据分组。把来自用户发端的数据暂存在交换机的存储器内,接着在网内转发。到达接收端,再去掉分组头将各数据字段按顺序重新装配成完整的报文。分组交换比电路交换的电路利用率高,比报文交换的传输时延小,交互性好。

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