计算机网络自顶向下课后答案Word下载.docx
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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：
resourcerecord.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规范主机名，DNS客户机应当请求CNAME记录。
Type=CNAME
P4
a.请求的文件为.
Host:
区域显示了服务器名称
/cs453/index.html显示了文件名称
b.1.1，显示在第一对<
cr>
<
lf>
之前
c.持续连接，显示在最后一行Connection:
keep-alive
d.这是个智障问题。
该信息不会被包含在HTTP报文中，因此无法仅通过HTTP报文读出。
需要IP数据报。
e.Mozilla/5.0.服务器需要浏览器类型信息，以便向不同浏览器发送相同内容的不同版本。
P5
a.状态码为200，短语为OK，表明浏览器已成功找到文档。
在Tuesday,07Mar200812:
39:
45GreenwichMeanTime（第一个首部行）
b.Saturday10Dec200518:
27:
46GMT（第三个首部行）
c.3874（Content-Length那行，懒得数了）
d.<
!
doc（两个<
后的前五个字）
同意（Connection:
Keep-Alivefield）
P22
计算客户-服务器的最小传播速率，使用下列公式：
Dcs=max{NF/us,F/dmin}
类似的，计算P2P的最小传播速率，使用下列公式：
F=15Gbits=15*1024Mbits
us=30Mbps
dmin=di=2Mbps
Note,300Kbps=300/1024Mbps.
客户-服务器
N
10
100
1000
u
300Kbps
768
700Kbps
2Mbps
P2P
7680
第三章
R6
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。
R8
对每个持续的连接来说，Web服务器将创建一个独特的“连接套接字”，每个连接套接字由四元组辨识（源IP地址，源端口号，目的IP地址，目的端口号）。
当主机C收到IP数据报时，它将在数据报/负荷中检测这四元组，以决定哪个套接字应通过TCP段的负荷。
因此，A和B的请求通过不同套接字，两个套接字的标识都有端口80，然而对源IP地址来说这些套接字的标识具有不同的值。
与UDP不同，当传输层向应用层传递一个TCP段负荷时，不会详细说明源IP地址，因为其已被套接字标识隐性地说明。
a.分组丢失将会造成超时，之后所有五个分组将会重传
b.一个ACK的丢失不会引发重传，因为回退N步机制使用累加确认方法
c.发送方将不能发送第六个分组，因为发送窗口大小固定为5
a.当分组丢失后，接收到的四个分组会被接收方缓存。
在超时后，发送方重发丢失的分组，接收方将缓存的分组以正确的顺序交付给应用
b.接收方发送丢失ACK的一个副本
当一个分组丢失后，回退N步机制重传所有分组，选择重传机制仅重传丢失分组。
在ACK丢失的情况下，选择重传机制发送丢失ACK的副本，而回退N步机制使用累加确认方法，因此ACK的副本是不必要的。
a.20字节
b.确认号为90
R17
R/2
P27
a.序号为207，源端口号为302，目的端口号为80
b.确认号为207，源端口号为80，目的端口号为302
c.确认号为127，表示其仍在等待字节127及其之前的内容
d.
P40
a.[1,6]与[23,26]
b.[6,16]与[17,22]
c.三个冗余ACK。
若出现超时，拥塞窗口大小会降为1
d.超时，因为拥塞窗口大小降为1
e.32，因为到达该窗口大小时，慢启动停止，拥塞控制启动
f.当分组丢失被检测到时，ssthresh被设置为拥塞窗口大小的一半。
当丢失在16轮回中被检测到时，拥塞窗口大小为42，因此ssthresh为21
g.当丢失在22轮回中被检测到时，拥塞窗口大小为29，因此ssthresh为14（14.5向下取整）
h.分组1在1轮回中发送，分组2-3在2轮回中发送，4-7在3轮回中发送，8-15在4轮回中发送，16-31在5轮回中发送，32-63在6轮回中发送，64-96在7轮回中发送。
因此分组70在7轮回中发送
i.当分组丢失被检测到时，ssthresh应被设置为拥塞窗口大小（8）的一半，且拥塞窗口大小应被设置为新ssthresh大小+3MSS，因此新的ssthresh和窗口大小为4和7
j.21,1
k.17轮回，1个分组；
18轮回，2个分组；
19轮回，4个分组；
20轮回，8个分组；
21轮回，16个分组；
22轮回，21个分组。
总共52个分组。
P42
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”。
第四章
R3
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。
路由选择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。
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选路处理器发出信号。
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部中取出目的地址，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。
经总线交换：
输入端口经一根总线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。
经互联网络交换：
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线之交点。
只要所有分组将被转发到不同输出端，任何互联网络都可并行发送多个分组
通过8个接口，检索3次转发表
R21
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：
以迭代的、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。
R25
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息，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（选路信息协议）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）。
P10
a.前缀链路接口
11100000000
11100000010000001
11100002
1110000113
其他情况3
b.第一个地址前缀为第五入口：
链路接口3；
第二个地址前缀为第三入口：
链路接口2；
第三个地址前缀为第四入口：
链路接口3.
P16
IP地址范围为128.119.40.128到128.119.40.191
四个子网:
128.119.40.64/28,128.119.40.80/28,128.119.40.96/28,128.119.40.112/28
P19
每个分片的最大大小为680字节（IP首部占20字节），因此分片数量为
每个分片的标识号都为422，除最后一个分片外，每个分片大小为700字节（包括IP首部），最后一个分片大小为360字节（包括IP首部），四个分片的偏移量分别为0、85、170、255，前三分片的flag=1，最后分片的flag=0
P20
MP3文件大小为5MB。
假设数据由TCP段承载（包含20字节首部），每份数据报可负载1500-40=1460字节文件，数据报数量
，除最后一份数据报外，每份数据报大小为1500字节，最后一份数据报大小为960+40=1000字节。
注意没有分片——源主机不生成超过1500字节的数据报，这些数据报的大小小于链路的MTU。
P26
Step
N’
D（t）,p（t）
D（u）,p（u）
D（v）,p（v）
D（w）,p（w）
D（y）,p（y）
D（z）,p（z）
x
∞
3,x
6,x
8,x
1
xv
7,v
6,v
2
xvu
3
xvuw
4
xvuwy
5
xvuwyt
6
xvuwytz
P27a.
D（x）,p（x）
t
2,t
4,t
7,t
tu
5,u
tuv
tuvw
tuvwx
15,x
tuvwxy
tuvwxyz
b.
2,u
3,u
ut
9,t
utv
utvw
utvwx
14,x
utvwxy
utvwxyz
c.
D（t）,pt）
v
3,v
4,v
8,v
vx
11,x
vxu
vxut
vxutw
vxutwy
vxutwyz
d.
w
6,w
3,w
4,w
wu
wuv
12,v
wuvt
wuvtx
wuvtxy
wuvtxyz
e.
y
6,y
8,y
7,y
12,y
yx
12,x
yxt
yxtv
yxtvu
yxtvuw
yxtvuwz
f.
z
8,z
12,z
zx
zxv
14,v
15,v
zxvy
zxvyu
zxvyuw
zxvyuwt
P37
a.eBGP
b.iBGP
c.eBGP
d.iBGP
P38
a.I1，因为该接口开启了从1d至1c的最短路径。
b.I2，两条路径有相同的AD-PATH长度，但I2开启了拥有最接近NEXT-HOP路由器的路径。
c.I1，I1开启了最短AS-PATH路径。
第五章
R3
成帧，链路接入，可靠传输，流量控制，错误检测，纠错，全双工
IP：
成帧，错误检测
TCP：
成帧，可靠传输，流量控制，错误检测，全双工
R5
时隙ALOHA：
1，2，4（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：
1，2，3，4
1.当仅有一个结点有数据发送时，该结点具有Rbps的吞吐量；
2.当有M个结点要发送数据时，每个结点吞吐量为R/Mbps。
者不必要求M结点中的每一个结点总是有R/M的瞬间速率，而是每个结点在一些适当定义的时间间隔内应该有R/M的平均传输速率；
3.协议是分散的，这就是说不会因某主结点故障而使整个系统崩溃；
4.协议是简单的，使实现不昂贵。
在第五次碰撞后，适配器从0-31中选择，K=4的概率为1/32。
时延为204.8微秒
R9
MAC地址：
248
IPv4地址：
232
IPv6地址：
2128
R11
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。
而ARP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
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
用10011除100，得1011011100，余数为R=0100
P14
a.b.
c.1.E中转发表确定了数据报应路由至接口192.168.3.002
2.E中适配器创建并转发以太网分组至以太网目的地址88-88-88-88-88-88
3.路由器2接受分组并解封数据报，该路由器中转发表指示数据报应路由至198.162.2.002
4.路由器2通过其IP地址为198.162.2.003的接口发送以太网分组，其目的地址为33-33-33-33-33-33，源地址为55-55-55-55-55-55
5.重复上述进程，直至分组到达主机B
P15
a.否，E可检查主机F的IP地址的子网前缀，然后识别出F与其处在同一LAN中，因此，E不会向路由器R1发送分组。
以太网帧：
源IP=E的IP地址；
目的IP=F的IP地址；
源MAC=E的MAC地址；
目的MAC=F的MAC地址。
b.否，因为E与B不在同一个LAN中，E只能通过检查B的IP地址来发现B的MAC地址。
以太网帧：
目的IP=B的IP地址；
目的MAC=R1与子网3连接接口的MAC地址。
c.由于收到的ARP报文的目的地址为广播地址，交换机S1将通过其两个接口广播以太网帧；
然后会发现主机A存在于子网1中，通过与子网1连接的接口接至S1；
然后S1将更新其转发表，将包含主机A的入口。
会，路由器R1同样会收到ARP请求报文，但不会将其转发至子网3。
不会，因为A的MAC地址可从A的查询报文中得到。
一旦交换机S1收到B的响应报文，它将在其转发表中为主机B添加一个入口，然后丢弃接收到的以太网帧，因为主机A与主机B在同一个接口上（也就是说，A与B处在同一个LAN网段中）。
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