计算机网络第三次作业.doc

1、Chapter 3复习题1. 源端口号为 y，目的端口号为 x。2. 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. 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) false5. a) 20 by

2、tes (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 ACK6. 3 个报文段，第一个报文段，客户机到服务器，seq43，ack80；第二个报文段，服务器到客户机，seq80，ack44；第三个报文段，客户机到服务器，seq44，ack81。7. R/2 P180 R/28. 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：23b) B S 源端口号：513 目的端口号：23c) S A 源端口号：23 目的端口号：467d) S B 源端口号：23 目的端口号：

3、513e) Yes.f) No.2. 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；5. 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

4、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。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

5、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

6、,假设发送方窗口大小为 3,在 t0 时刻发送分组 1,2,3.在 t1(t1t0)时刻接收方确认 1,2,3.在 t2(t2t1)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

7、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.21.Denote EstimatedRTT (n) for the estimate after the nth sample. EstimatedRTT (1) = SampleRTT1EstimatedRTT (2) = xSampleRTT1 + (1 x)SampleRTT2EstimatedRTT (3) = xSampleRTT(1 )+(1-x)xSampleRTT2 + (1 x) SampleRTT3= xSampleRTT1 + (1 x)xSampleRTT2+ (1 x)2 Sa

8、mpleRTT3EstimatedRTT (4) = xSampleRTT1 + (1 x)EstimatedRTT(3)= xSampleRTT1 + (1 x)xSampleRTT2+ (1 x)2 xSampleRTT3 + (1 x) 3SampleRTT4b) 感觉应该是 j-1c)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 A

9、CK 当作 P2 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SendBase1 LastByteRcvd24.y:发送方接收到的最新 ACK 的值在 t

10、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 LastByteRvcd30. 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 3/4

11、W。所以 L8/3 W 2 or W(8/3L) 1/2。因此，我们得到平均吞吐量3/4(8/3L) 1/2MSS/RTT=1.22MSS/RTT(L)1/235.a)K 为涵盖对象的窗口的数量。(P186) K = number of windows that cover the object= mink : 30 + 31 + + 3 k 1 O / Smink:(1-3 k)/(1-3) O / S= mink : 3k 1 + 2O / S=log3(1+2O/S)b) Q is the number of times the server would idle for an obje

12、ct 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=maxk: RTT+S/R-S/R3k-1 0=1+log 3(1+RTT/(S/R)c)36.设 S=536 字节P=minQ,K-1Q=1+log2(1+RTT/(S/R)K=log2(1+2O/S)Min latency=O/R+2RTTLatency with slow start=2RTT+O/R+PRTT+S/R-(2P-1)S/R 答案计算有误R O/R PMin latencylatency withslow start28Kbps 28.6s 3 30.6 32.99100Kbps1Mbps 10Mbps