计算机网络自顶向下方法课本课后习题答案.doc

1、课后习题答案：Chapter 1:Review questions: 1,4,11,13,15,16,18,19,23,25,261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。41 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 Int

2、ernet）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。15a) 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

3、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 = (0.2)3 = 0.008。因为当331p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延迟组件是处理延迟，传输延迟，传播延迟和排队延迟。除了排队延迟是变化的，其它所有延迟都是固定的。1810msec; d/s; no; no19a) 500 kbpsb) 64 secondsc) 100kbps; 320 seconds23In

4、ternet 协议栈中的 5 层从顶到底应用层，传输层，网络层，链路层和物理层。章节 1.5.1 中概述了各自的主要职责。25路由器处理从第 1 层到第 3 层（这不完全准确，因为新型的传感器又是充当防火墙或缓冲组件，并且也处理第 4 层） 。链路层交换机处理第 1 层到第 2 层。主机处理所有 5 层。26a) 病毒需要某些人的互动形式来传播。典型的例子是电子邮件病毒b) 蠕虫不需要用户复制。在感染的主机中的蠕虫扫描 IP 地址和端口号，寻找容易的进程进行感染。c) 特洛伊木马隐藏在某些有用的软件之中。Problems: 2,5,12,18,242a) 电路交换网络将适合此描述的应用，因为此

5、应用包含拥有可预测平滑带宽需求的长期会话。因为传输率已知并且不是爆炸性的，所以可以为每个应用会话电路预留带宽而没有非常大的浪费。此外，我们不要关心建立和解除一个电路连接的开销，它们分摊给定义应用会话的较长时间。b) 给定一个大量链接能力，网络需要拥塞控制机制。在最坏的情况下（很有可能拥塞），所有应用同时在一个或更多的特定网络链接上同时传输。但是，因为每个链接提供足够的带宽来处理应用数据率的总和，所以不会发生拥塞（非常少的排队）。5a) 秒.smdpro/b) 秒.RLdtrans/c) 秒.)/(smedtod) 此比特刚离开 Host Ae) 第一个比特在链路中并且没有到达 Host Bf)

6、 第一个个比特已经达到 Host B。g) km.893105.283SRLm12第一个传输的分组的排队延迟是 0，第二个传输的分组是 L/R，一般地，对于第 n 个传输的分组来说，排队延迟是(n-1)L/R。因此，对于 N 个分组来说平均的延迟是：(L/R + 2L/R + . + (N-1)L/R)/N = L/RN(1 + 2 + . + (N-1) = LN(N-1)/(2RN)= (N-1)L/(2R)注意：1 + 2 + . + N = N(N+1)/218a) 40,000 bitsb) 40,000 bitsc) 链路的带宽延迟积是可以在链路中的最大比特数。d) 1 比特是 2

7、50 米长，它比一个足球场长 1 米。e) s/R 24a) 从源主机到第一个分组交换机的时间= 。使用“存sec510.76储交换”分组交换，从源主机到目的主机移动该数据包的总共时间= sec153sec5hopb) 从源主机到第一个分组交换机移动第一个分组的时间，第一台交换机接收的第二个分组的时间=第一个分组到s105.63m达第二台交换机的时间= ，第 2ms 时，第二个分组能被第sec21m一台交换机全部收到。c) 第一个分组到达目的主机的时间= ，在此之后，sec3sec1mhop每 1ms 就收到一个分组，因此收到最后一个分组（第 5000 个分组）的时间=。可以发现使用报文分段要

8、小的多（差不多sec02.5s1*49sec3m1/3）d) 缺点：1) 分组必须放在目的的序列中2) 报文分段产生很多较小的数据包。因为不管分组的大小如何，头的大小通常是相同的。使用分组分段，头比特的总数更多。Chapter 2:Review questions: 1,3,5,6,11,13,15,22,27,281Web：HTTP；文件传输： FTP；远程登录: Telnet；网络新闻：NNTP； e-mail: SMTP。3初始通信的进程是客户端；等待连接的进程是服务器。5目标主机的 IP 地址和目标套接字的端口号。6应该使用 UDP。通过 UDP，传输可以在一个往返时间（RTT）中完成

9、客户端向 UDP socket 发送传输请求，并且服务器向客户端的 UDP socket返回应答。通过 TCP，最少需要两个 RTT一个是构建 TCP 连接，另一个是客户端发送请求，服务器返回应答。11与这些协议相关的应用要求所有应用数据要按照正确的顺序接收而没有间隔。TCP 提供这些服务而 UDP 则没有。13Web 缓存器可以产生较接近用户或者用户主机连接的相同 LAN 的希望内容。Web 缓存器可以降低所有对象的延迟，即使没有储存的对象，因为缓存降低了链路流量。15FTP 使用两个平行的 TCP 连接，一个是发送控制信息（例如传输文件的请求）的连接和实际传输文件的连接。因为控制信息不在文

10、件发送的连接上发送，所以 FTP 发送“带外 ”控制信息。22在 P2P 文件共享系统中的覆盖网络包括参与文件系统中的节点和节点之间的逻辑链接。如 A 和 B 之间存在一个半永久 TCP 连接，那么从节点 A 到节点 B 存在一个逻辑链接（在图理论中是一条边）。覆盖网络不包括路由器。通过 Gnutella，当一个节点想加入 Gnutella 网络时，它首先发现（带外）已经在网络中的一个或更多节点的 IP 地址。然后向这些节点发送加入消息。当节点收到确认时，它成为 Gnutella 网络中的一个成员。节点通过周期的刷新消息维持它们的逻辑链接。27使用 UDP 服务器，没有欢迎套接字，并且来自不同

11、客户端的所有数据通一个套接字进入服务器。使用 TCP 服务器，存在一个欢迎套接字，并且每次客户端初始一个到服务器的连接，就创建一个新的套接字。因此，为了支持 n 个同时连接，服务将需要 n+1 个套接字。28对于 TCP 应用程序来说，只要客户端执行了，那么它就尝试与服务器初始化一个 TCP 连接。如果 TCP 服务器没有运行，那么客户端将建立此连接失败。对于 UDP 应用程序来说，客户端不会在执行时立即初始化连接（或者尝试与 UDP 服务器通信）。Problems: 9,249a) 速率为 R 链路上传输对象大小为 L 的时间为 L/R。平均时间是 R 分隔的对象的平均时间：= (900,0

12、00 bits)/(15,000,000 bits/sec) =0.06 sec在链路上的流量强度是(15 requests/sec)(0.06 msec/request) = 0.9。因此，平均访问延迟是(0.06 sec)/(1 -0.9) =0.6 seconds。因此总共的平均响应时间是0.6 sec + 2 sec = 2.6 secb) 访问链路的流量强度降低了 40%，这是因为请求的 40%在这个机构的网络中是满足的。因此平均访问延迟是(0.06 sec)/1 (0.6)(0.9) =0.13 seconds。响应时间基本是 0 如果请求满足缓冲区（这发生的概率是 0.4）；对于

13、缓冲未命中的情况平均响应时间是 0.13sec+2sec=2.13sec（这发生的概率是 60%）。因此平均响应时间是(0.4)(0 sec) + (0.6)(2.13 sec) = 1.278 seconds24a) 如果首先运行 TCP 客户端，那么客户端尝试与不存在的服务器进程建立 TCP 连接。 TCP 连接将建立失败。b) UDP 客户端没有与服务器建立连接。因此，所有事情都运行正常如果你首先运行 UDP 客户端，然后运行 UDP 服务器，再在键盘中输入某些输入。c) 如果你使用不同的端口号，那么客户端将尝试与错误的进程或不存在的进程建立一个 TCP 连接。将发生错误。Chapter

14、 3:Review questions: 3,4,6,8,11,14,15,17,183源端口号 y，目的端口号 x。4应用程序开发可能不想使用 TCP 的拥塞控制，拥塞控制可能扼杀在拥塞时的发送速率。通常 IP 电话和 IP 视频会议应用程序的设计者会选择让他们的应用程序运行在 UDP 上，因为他们想避免 TCP 的拥塞控制。同样某些应用程序不需要 TCP 提供的可靠数据传输。6能。应用程序开发者可以把可靠数据传输放在应用层协议中。但是，这将需要大量的工作和测试。8对于每个持久连接来说，Web 服务器将分别创建“ 连接套接字”。每个连接套接字通过一个四元组标识（源 IP 地址，源端口地址，目

15、的 IP 地址，目的端口地址）。当主机 C 接收 IP 数据包时，它检测报文/ 分组中的这四个域以确定 TCP 报文的有效负载应该传输到哪个套接字。因此，这需要 A 和B 经过不同的套接字。这些套接字的标识符对于目的端口号是 80，但是，这些标识符拥有不同的源 IP 地址值。与 UDP 不同，当传输层传递一个 TCP 分组负载到应用程序进程时，它不指定源 IP 地址，因为这意味着通过套接字标识符指定。11在协议 rdt3.0 中定时器仍然需要。如果知道往返时间，那么唯一的优点是，发送者明确知道包或者包的 ACK（或 NACK）已经丢失，相对于真实场景，这里的在时钟到期后，ACK（或 NACK）

16、可能仍然在向发生者的发送过程中。但是，为了检测每个包的丢失，在发生者的常量时间段的计时器仍然必要。14a) false b) false c) true d) false e) true f) false g) false15a) 20 bytes b) ack number = 9017R/218False,它设置为拥塞窗口的当前值的一半。Problems: 3,18,19,20,23,24,333UDP 检查和01010101+011100001100010111000101+01001100000100011 的补码11101110为了检测错误，接收方将 4 个字相加（3 个原始字和 1

17、 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 2 个比特的错误有可能被忽略（例如，如果第 1 个字的最后1 个数变为 0，并且第二个字的最后 1 个数变为 1）。18a) 这里窗口的大小 N=3。假定接收器已经接收的包数 k-1，并且已经确认它和所有其它处理数据包。如果这些 ACK 已经被发送者接收那么发送者的窗口是k,k+N-1。假定然后，发送者没有收到任何 ACK。在此第二种情况下，发送者的窗口将包含 k-1 和 N 个数据并包括 k-1。因此发送者的窗口时k-N,k-1。通过上述论证，发生的窗口大小是 3 并且开始在某位置在范

18、围k-N,kb) 如果接收者等待数据包 k，那么它已经接收（并确认）数据包 k-1 和它之前的 N-1 个数据包。如果这些 N 个 ACKs 都没有被发送者收到，那么在值为k-N,k-1的 ACK 消息仍然传输回来。因为发送已经发送数据包k-N, k-1，所以这一定是发送者已经收到 k-N-1 的 ACK 的情况。一旦接收者已经发送了 k-N-1 的 ACK，那么它将不再发送小于 k-N-1 的 ACK。因此，在传输中的 ACK 的值的范围为 k-N-1 到 k-119因为 A 到 B 的信道可能丢失请求消息，所以 A 将需要超时并且重新床书请求消息（可能从丢失中恢复）。因为信道延迟是变量并且

19、未知，所以 A可能发送重复的请求（也就是重新发送 B 已经收到的请求信息）。为了可以检测重复请求消息，此协议需要使用序列号。对于请求/响应协议的停止和等待类型一个 1 比特的序列号就足够了。A（请求者）拥有 4 个状态：“等待来自上级的 Request 0”。这里请求器等正在等待来自上级一个调用以请求一个数据单元。当它从上级收到一个请求时，它发送请求消息 R0到 B，启动计时器并且处于“等待 D0”状态。当处于 “等待来自上级的Request 0”状态时，A 忽略从 B 收到的所有东西。“等待 D0”。这里请求器等待来自 B 的 D0 数据消息。计时器通常运行在这个状态上。如果计时器超时了，那

20、么 A 发送另一个 R0 消息，重新启动计时器并且记住此状态。如果从 B 收到了 D0 消息，那么 A 停止计时并且转为“等待来自上级的 Request1”的状态。如果 A 在此状态收到了 D1 数据，那么它将忽略它。“等待上级的 Request 1”。这里请求器再次等待来自上级的调用以请求一个数据单元。当它从上级收到一个请求的时候，它发送请求消息 R1 到B，启动计时器并且进入“等待 D1”的状态。如果在 “等待上级的 Request 1”状态，A 忽略从 B 收到的任何东西。“等待 D1”。这里请求其正在等待来自 B 的 D1 数据消息。计时器通常运行在此状态。如果计时器超时了，那么 A

21、发送另一个 R1 消息，重新启动计时器并且记住此状态。如果从 B 收到了 D1 消息，那么 A 停止计时器并且进入“等待上级的 Request 0”的状态。如果 A 在此状态收到了 D0 数据消息，那么它将被忽略。数据提供者（B）只有两个状态“发送 D0”。在此状态，通过发送 D0，B 连续响应收到的 R0 消息，并且记住此状态。如果 B 收到了 R1 消息，那么它知道它的 D0 消息已经被正确地接受了。因此它丢弃此 D0 数据（因为它已经在另一边收到了）并且然后进入“发送 D1”状态，这里它将使用 D1 去发送下一个数据请求片。“发送 D1”。在此状态下，通过发送 D1，B 连续响应收到的

22、R1 消息，然后记住此状态。如果 B 收到了 R1 消息，那么它知道它的 D1 消息已经正确地收到了并且因此进入“发送 D1”状态。20为了避免图 3.27 的场景，我们想避免接收器窗口的前缘（也就是拥有最高序列号的那个）回绕在序列号空间中并且与后缘（也就是在发送者窗口中拥有最低序列号的那个）。也就是说，序列后空间必须足够大以适合整个接收器状态和整个发送者窗口而没有这些重叠条件。因此，我们需要确定序列号的一个范围可以在任意给定时间接受者和发送者的窗口都可以包含。假设接收者正在等待的数据包的最低序列号是数据包 m。在这种情况下，它的窗口是m,m+w-1并且它已经收到（并且确认了）数据包 m-1

23、和它之前的 w-1 个数据包，这里 w 是窗口的大小。如果这些 w 个 ACKs 都没有被发送者收到，那么值为m-w,m-1的 ACK 消息可能仍然在传过来的过程中。如果拥有这些 ACKs 数的 ACKs 都没有被接受者收到，那么发送者的窗口将是m-w,m-1。因此，发送者的最小边是 m-w,并且接收着的导边是 m+w-1。为了让接收者的窗口的导边不会与发送者的尾边重叠，序列号空间必须足够大以容纳2w 序列号。也就是，序列号空间至少是窗口大小的两倍， 。wk223这里有 个可能的序列号。2964,7,23a) 序列号没有每个报文就增加一个。而是通过发送的数据的字节的数增加。所以 MSS 的大小

24、是无关的从 A 发送到 B 的最大大小文件简单地可以表示为字节数 。Gbytes .132b) 报文的数目是 ，66 字节的头添加到每个报文上，758,9412603得到 194,156,028 字节的头。传输的字节的总数是比特。732591,308,1694因此在链路率 10Mbps 中传输将耗时 3,591 seconds = 59 minutes 去传输此文件。24a) 在从主机 A 发往 B 的第二个报文段中，序号为 289，源端口号为503，目的端口号为 80。b) 如果第一个报文段在第二个报文段之前到达，在第一个到达报文段的确认中，确认号为 289，源端口号为 80，目标端口号为

25、503。c) 如果第二个报文段在第一个报文段之前到达，在第一个报文段的确认中，确认号为 249。d) 33a) 运行 TCP 慢启动的时间间隔是1，6和23 ，26。b) 运行 TCP 拥塞避免的时间间隔是6，16和17，22。c) 在第 16 个传输周期之后，报文段的丢失通过 3 个重复确认来检测。如果存在一个超时，那么拥塞窗口的大小将降低为 1。d) 在第 22 个传输周期之后，报文段的丢失通过超时检测，并且因此拥塞窗口的大小设置为 1。e) Threshold 初始值为 32，因为在此窗口大小上慢启动停止，拥塞避免开始。f) Threshold 设置为拥塞窗口的值的一半当检测到包丢失时。

26、当在传输周期 16 中检测到丢失时，拥塞窗口大小为 42。因此在第 18 个传输周期Threshold 是 21。g) Threshold 设置为拥塞窗口的值的一半当检测到数据包丢失时。当在传输周期 22 中检测到丢失时，拥塞窗口大小为 26。因此在第 24 个传输周期Threshold 是 13。Ack = 349Ack = 349Seq = 249, 40 bytesSeq = 249, 40 bytesSeq = 289, 60 bytes Ack = 289主机 A 主机 B超时间隔超时间隔 h) 在第 1 个传输周期中，发送数据包 1，在第 2 个传输周期中发送报文段 2-3，在第 3 个传输周期中发送报文段 4-7，在第 4 个传输周期中发送报文段 8-15，在第 5 个传输周期中发送报文段 15-31，在第 6 个传输周期中发送报文段 32-53。在第 7 个传输周期中发送报文段 64-96。因此报文段 70 在第7 个传输周期发送。i) 当发送丢失的时候，拥塞窗口和 threshold 将被设置为当前拥塞窗口(8)的一半，因此 threshold 和窗口的值将被设置为 4。