【文章內(nèi)容簡介】 者抓住線纜時間10us。，其中有效數(shù)據(jù)224位，有效數(shù)據(jù)率224bit/ = (解釋CSMA/CD 參考208面 傳輸期和競爭期是交替出現(xiàn)的，競爭期等于2倍的單向傳播時間，在這里是10us)16. 二進制指數(shù)回退算法220頁。假設(shè)第一次嘗試獲取信道為1。第i次嘗試是在2^(i1)個時間槽中隨機選取。所以第i次沖突的概率是1/(2^(i1))。k1次嘗試都失敗了，第k次嘗試成功的概率是化簡得期望值為17. 最小以太網(wǎng)的包長為64字節(jié)(包括包頭，有效數(shù)據(jù)，地址，校驗等)。這里包頭長度為18個字節(jié)，數(shù)據(jù)60字節(jié)，總78個字節(jié)，超過以太網(wǎng)最小數(shù)據(jù)包長度，所以不需要填充字節(jié)18. 快速以太網(wǎng)的最大線延遲是1/10的經(jīng)典以太網(wǎng)19. 有效負(fù)載是1500字節(jié)，要是加上地址，校驗位等字節(jié)總共有1522。如果是VLAN，總共是1518字節(jié)20. 前兆以太網(wǎng)最小以太網(wǎng)禎為512bit，所以在1Gbps的速率下，每秒大概可傳輸1953125禎，但這只是出現(xiàn)在禎突發(fā)的情況下。如果沒有禎突發(fā)，小禎需要填充到512bit。如果按照最大禎12144bit。21. ，這有助于在禎長度有最小限制提高帶寬效率。22. C離A最近，因為它監(jiān)聽到了RTS并且用NAV信號應(yīng)答，而D沒有應(yīng)答，說明它在的通信范圍外。23. RTS/，所以在如411(b)的場景中，MACA允許并行傳輸B傳輸?shù)紸，C傳輸?shù)紻。24. 沒有用TXOP時，每10個禎當(dāng)中，每個站都有一個禎，所以每個站都有54/50Mbps=。用了TXOP之后，每個站都可以獲得相同的時間傳輸，所以6Mbps ,。25. 每個禎包含512bits，比特錯誤率p=10^(7)，所有bit 都正確的概率是(1p)^512==5*10^(5)。幀速率是11*10^6/512 = 21484禎/s，所以21484*=1個每秒26. 這取決于用戶距離，如果用戶距離相近，QAM64可以有120Mbps，如果中度距離，QAM16可以獲得80Mbps。如果吉利遙遠(yuǎn)，QPSK可以獲得40Mbps。27. 1）服務(wù)的實時性要求，如果使用檢錯機制，那么沒有時間重傳。2)如果傳輸質(zhì)量比較差，那么錯誤率會非常高，幾乎所有的禎都要重傳，在這種情況下糾錯比檢錯重傳效率更高28. 相同點：1)，速度在Mbps以上。2)。不同點：1)。2)WiMAX為用戶自己規(guī)劃了基站，29. 如果一個設(shè)備是兩個微網(wǎng)的主節(jié)點，會產(chǎn)生兩個問題：1)頭部只有3個位的地址位，而每個微網(wǎng)有至多7個從節(jié)點，如果設(shè)備是兩個微網(wǎng)的主節(jié)點那么沒有足夠的數(shù)量為每個節(jié)點分配唯一地址。2)訪問碼標(biāo)識了主節(jié)點的身份，這會產(chǎn)生一個疑問，到底信息是來自于哪個微網(wǎng)。如果兩個微網(wǎng)都使用了來自相同主機的訪問碼，那么就沒有辦法區(qū)分兩個微網(wǎng)的禎。另外如果這樣做，為什么不將2個網(wǎng)絡(luò)并入到一個網(wǎng)絡(luò)。30. 藍(lán)牙的禎包含126bit的開銷用作訪問碼和頭，每跳有250260us的穩(wěn)定時間。在基本速率1Mbps下，250260us 可以對應(yīng)250260bit。每個時間槽有625us，相當(dāng)于在1Mbps下625bit的數(shù)據(jù)。所以在3槽禎的數(shù)據(jù)長度是625*3=1875bit。在這之中有250bit+126bit 到 260bit+126bit 即376bit386bit用于其他開銷 所以數(shù)據(jù)段長度有1499(1875386)到1509(1875376)bit31. 藍(lán)牙是用的是FHSS。最大的區(qū)別在于藍(lán)牙的跳速率為1600hops/sec，32. 5槽藍(lán)牙在1Mbps的基本速率下可以傳輸3125bit(625*5)。其中2744bit 用于有效數(shù)據(jù)，重新編碼后，內(nèi)容被重復(fù)了3次(書上252面有提到)所以實際的數(shù)據(jù)是914bit 。效率為914/3152 = 29%33. 不包含，所以需要一個變量去聲明它。在藍(lán)牙中，一般是625us，所以不需要聲明它。所有的藍(lán)牙設(shè)備已經(jīng)將這機制固化在芯片中。34. 我們想要的結(jié)果是在一個時間槽內(nèi)最多只有一個RFID標(biāo)簽想用。對10個標(biāo)簽來說最好的概率是1/10，這個情況出在Q=10，所以無沖突相應(yīng)的概率是40%(根據(jù)圖40，找不到這個圖)35. 1)最主要擔(dān)心的還是RFID標(biāo)簽被未經(jīng)授權(quán)跟蹤。他人可以使用RFID讀卡器可以竊取標(biāo)簽內(nèi)的信息，如果標(biāo)簽是敏感的信息的話，如通行證、身份證等，這會成為非常嚴(yán)重的問題。2)RFID可以改變標(biāo)簽內(nèi)的信息，如改變商品價格，這對零售商來說將會是災(zāi)難36. 最差的情況是無窮無盡的512bit 長度的禎被發(fā)發(fā)送，如果背板的速率是10Gbps,每秒可以處理10^9/512 = 1953125frame/s37. 存儲轉(zhuǎn)發(fā)交換機可以等到存儲禎的全部信息后，再進行檢測并轉(zhuǎn)發(fā)。而直通型交換機在包完全到達(dá)之前就已經(jīng)開始檢測，一檢測到目的地址，轉(zhuǎn)發(fā)就開始38. 3 4 B2使用1 2 3 3 B1使用 1 2 3，B1自然也不會(上題已經(jīng)知道EF的路徑)，B1不會轉(zhuǎn)發(fā)(通過以上題目已經(jīng)知道了各節(jié)點的位置)，B1使用端口1 所以B1會使用1 3 4 B2使用239. 存儲轉(zhuǎn)發(fā)可以在轉(zhuǎn)發(fā)之前先存儲整個禎。等到一個禎全部儲存口，會驗證校驗和。如果禎是損壞的，那么會立即被交換機丟棄。直通型的損壞禎不會被交換機丟棄，因為禎錯誤被發(fā)現(xiàn)的時候，禎已經(jīng)被轉(zhuǎn)發(fā)出去了。這就像小偷逃走后，才把門鎖掉，不會有作用。40. 沒有任何節(jié)點直接連接到網(wǎng)橋的端口或者或者網(wǎng)橋本身是環(huán)路的的一部分，這會出現(xiàn)在到達(dá)跟的最短路徑?jīng)]有包含這個網(wǎng)橋。41. 不用，集線器只是將所有的線用電路方式連接在一起，不需要配置表，集線器中也沒有路由。所有進入集線器的禎都會從其他線出來。42. 如果使用傳統(tǒng)交換機也可以工作。那些進入核心區(qū)域的禎都是遺留禎，這需要依靠第一個中心交換機標(biāo)記它們，而這可以通過MAC地址或者IP地址。類似的，交換機也必須為輸出的禎去除標(biāo)記43. 程序題第五章1. 文件傳輸、遠(yuǎn)程登錄、視頻點播需要使用面向連接的服務(wù)。信用卡核對及其他銷售終端，電子資金轉(zhuǎn)賬和其他遠(yuǎn)程數(shù)據(jù)庫接口最好使用無連接服務(wù)2. 虛電路網(wǎng)絡(luò)需要具備這樣的能力，因為路由連接的建立需要數(shù)據(jù)包從從任意源頭到任意目的能力。3. 需要通過協(xié)商給出窗口大小，最大包長，速率和定時值等參數(shù)4. 有可能，噪聲干擾會篡改數(shù)據(jù)包。如果使用k位的校驗，也有可能出現(xiàn)2^(k)的錯誤，導(dǎo)致錯誤無法檢測。如果目的地址或者虛電路號被改變，數(shù)據(jù)包可能被傳送到錯誤的目的地。5. 使用最短路徑算法找到一條路徑。然后移除所有剛才已找到的路徑的參數(shù)，然后再次運行最短路徑。第二條路徑不存在與剛才第一條路徑重合的部分。當(dāng)然即使兩條路徑都存在，這個算法也有失敗的可能，所以算法的最大溢出值需要被使用。6. 解析：B的矢量(5,0,8,12,16,2)代表從B到ABCDEF的成本，所以C通過B到達(dá)其他節(jié)點的成本(11,6,14,18,12,8)，計算方法每個值加上B C的成本通過D (19,15,9,3,9,10)通過E(12,11,8,14,5,9)其中到達(dá)除了到達(dá)自身的鏈路成本為0，其他值選出三個表對應(yīng)位置最小的值為(11,6,0,3,5,8)出去的線路分別為(B,B,,D,E,B)7. 路由表有50*8=400bit。這個表將以每秒2次的頻率在各自線路上傳輸，所以800bps被該算法吞噬掉8. 這是在所有網(wǎng)絡(luò)成立的。發(fā)送標(biāo)志表明該數(shù)據(jù)包必須在所指示的線路上發(fā)送，確認(rèn)標(biāo)志表明它必須在這條線路上得到確認(rèn)。如果一條線路它的發(fā)送標(biāo)志和確認(rèn)標(biāo)志都為0，說明數(shù)據(jù)包既不從這條線路轉(zhuǎn)發(fā)出去，也不從這條線路返回確認(rèn)值。如果都為1，說明數(shù)據(jù)包又沿著返回ACK的線路返回給了源，這兩個都是錯誤的，不可能存在的。9. 最小的是分成15個簇 每個簇16個區(qū)域，每個區(qū)域20個路由，總共需要路由表大小15+6+20=5110. 家鄉(xiāng)代理通過欺騙路由，使路由認(rèn)為是移動主機回復(fù)了ARP包，來截獲數(shù)據(jù)包。當(dāng)路由獲取到向移動主機發(fā)送的IP包時，它會廣播一個ARP，詢問該IP的物理層地址。當(dāng)主機不在附近時，家鄉(xiāng)代理會回復(fù)該ARP，所以路由就將移動主機的網(wǎng)絡(luò)地址與家鄉(xiāng)代理的MAC綁定。11. 逆向路徑算法執(zhí)行了5輪之后才結(jié)束。依次廣播順序為 AC,DFIJ,DEGHIJKN,GHKN,LMO。總共21個包匯集樹需要4輪14個包。12. 因為IFG沒有在匯集樹上，所有不用添加圓圈，只是在F的子節(jié)點增加了G，在G的子節(jié)點上增加F，當(dāng)然也不用添加圓圈，因為該路徑也沒有出現(xiàn)在匯集樹上13. 14. H離B有3跳距離，所以需要發(fā)送3輪廣播。15. 這種協(xié)議非常差，將時間按照時間T分槽，在槽1中，源路由發(fā)送第一包，在槽2時，第二個路由收到了數(shù)據(jù)包，但沒有立即返回確認(rèn)，在槽3時，第三個路由收到數(shù)據(jù)包，也沒返回確認(rèn)包，所有再次之后的路由都掛起中，第一個確認(rèn)包只有當(dāng)目的主機從目的路由上收到數(shù)據(jù)包后才能發(fā)送。當(dāng)確認(rèn)包返回時，花費了2倍的網(wǎng)絡(luò)傳輸時間2(n1)秒。所以吞吐量為每(2n1)秒一個數(shù)據(jù)包16. 拓?fù)錇? 源——源路由——目的路由——目的1)數(shù)據(jù)包只傳送了1跳的概率為p（源路由丟棄），傳輸了2跳的概率為p(1p)(目的路由丟棄)，傳輸了3跳的概率為(1p)^2(安全到達(dá)目的)。所以傳輸跳數(shù)的期望值為 p+2p(1p)+3(1p)^2=p^23p+3。2)數(shù)據(jù)包成功傳輸?shù)母怕蕿?跳的概率為(1p)^2，將其設(shè)為α，可得數(shù)據(jù)包平均傳輸次數(shù)為3)每個接收到的數(shù)據(jù)包所需的平均跳數(shù)17. ECN是通過在數(shù)據(jù)包中打標(biāo)志位向數(shù)據(jù)包發(fā)送擁塞指示。RED通過隨機丟棄數(shù)據(jù)包向源暗示擁塞。ECN只有在沒有緩存時才會丟棄數(shù)據(jù)包，而RED在緩存耗盡之前就開始隨機丟棄數(shù)據(jù)包18. 每5us 一個令牌環(huán) 每秒有200000個令牌環(huán)被發(fā)送，每個數(shù)據(jù)包48byte = 384bit ，那么有384bit*200000frame/s=19. 20. A :2Mbps B:0Mbps C:1Mbps E:H:J:3Mbps K:2Mbps L:1Mbps21. 根據(jù)課本321頁公式，, 每個包所經(jīng)歷的延遲為T= (1/u)*(1/(1p)) = 2us 的延遲，這里有10個路由，所以路由器花在排隊和服務(wù)的時間為10*2us = 20us22. 加速轉(zhuǎn)發(fā)(P325)不能保證，如果太多的數(shù)據(jù)包采用加速轉(zhuǎn)發(fā)，他們的信道性能可能比一般信道要差23. AR1 可支持1024bytes，所以不需要分包頭部長度900bytes數(shù)據(jù)+20bytesTCP頭+20bytesIP頭 = 940個 R1R2可支持512bytes，需要分包，并且在另一個包頭再添加一次IP頭 R2B支持512bytes，與上題一樣 24. 假設(shè)線路速度是b，那么每秒能傳輸?shù)臄?shù)據(jù)包個數(shù)是b/(1024*8) ，ID重繞需要ID號溢出也就是要發(fā)送65536個包。需要65536/(b/(1024*8)) = 2^29/b，這個時間需要大于等于數(shù)據(jù)包的生存期 才能產(chǎn)生ID編號空間重繞 2^29/b = 10 ，b=53687091bps25. 因為每個片段路勁都需要該信息，所以選項需要被復(fù)制到每個段中26. B類地址前綴是固定的10(P345 IP地址格式)，去除這2位有18位的網(wǎng)絡(luò)地址，所以網(wǎng)絡(luò)個數(shù)有2^18 = 26214427. 28. 掩碼有20位，所有網(wǎng)絡(luò)部分占了地址的20位，剩下12位留給主機，所以主機數(shù)量有2^12=409629. 每個在商店里出售的以太網(wǎng)適配器（網(wǎng)卡）都有固定的MAC，生產(chǎn)者無法知道是哪個地方使用了這個卡，這個地址對路由選擇來說就變得沒有意義了。相反IP地址既可以是動態(tài)的也可以是靜態(tài)，可明確的知道每個主機獲取的IP地址30. A需要4000個地址，所以需要12個主機地址位，20個網(wǎng)絡(luò)位， B需要2000個地址，所以需要11個主機地址位，21個網(wǎng)絡(luò)位， ，所以需要12個主機地址位，20個網(wǎng)絡(luò)位，所以C地址為，所以需要13個主機地址位，19個網(wǎng)絡(luò)位，所以D地址為 31. ，這個地址可以包含3個IP地址32. 。所以不必和聚合地址分割成幾塊，只要添加新的地址塊就可以。33. (a)，所以通過interface0輸出34. NAT安裝之后，最主要的是所有數(shù)據(jù)包從一個路由出，也會從同一個路由返回。如果每個路由都有自己IP地址，并且所有的流量都通過同一個路由，NAT安裝之后仍然可以工作。35. ARP不是向網(wǎng)絡(luò)層提供服務(wù)，二是本身是網(wǎng)絡(luò)層的一部分，并且向傳輸層提供服務(wù)。鏈路層不會處理IP地址信息。36. 分段可能到達(dá)的時間是亂序，甚至其中有一些丟失。在傳輸過程中，數(shù)據(jù)報文可能被分成不同大小的部分。總大小在最后數(shù)據(jù)包到達(dá)和之前也無法知道。唯一重組報文的方法是設(shè)定一個緩沖區(qū)，存儲所有的分片知道最后一個分片到達(dá)后，大小可知。在建立一個正確大小緩沖區(qū)，將所有分片放入緩沖區(qū)，并且設(shè)置為每個分段設(shè)置標(biāo)志位追蹤發(fā)片的到達(dá)情況，當(dāng)所有標(biāo)志都置1時，數(shù)據(jù)報文傳輸完成37. 最后一段也應(yīng)該等待其他段的到來，如果其他段沒有到來，那么最后一段也會超時丟棄38. 包頭出錯的后果比數(shù)據(jù)出錯的后果要嚴(yán)重的多，一個出錯的地址，可能導(dǎo)致數(shù)據(jù)包被送到錯誤的主機上，許多主機并不會驗證收到的數(shù)據(jù)包是不是真正發(fā)給他們的。他們假設(shè)網(wǎng)絡(luò)不會送給他們發(fā)送到其他主機的數(shù)據(jù)包。數(shù)據(jù)不校驗是因為其開銷太大， 而且其他層也有先關(guān)的校驗，沒有必要在網(wǎng)絡(luò)層上做這件事情39. 需要，Minneapolis的無線繼續(xù)網(wǎng)并不會將原來應(yīng)該發(fā)送到Boston的數(shù)據(jù)包直接發(fā)送到Minneapolis，在Boston 的家庭代理會將數(shù)據(jù)包轉(zhuǎn)發(fā)到在Minneapolis的外國代理。40. 16個字節(jié)2^128 = *10^38個地址，如果每秒分配10^18個，大概可以持續(xù)10^13年。當(dāng)然地址分配不會是線性，但這說明即使線性分配，也幾乎不會分配光41. Pro