【正文】 地址信息，并且有一個 XID 編號來辨別該封包，DHCP服務(wù)器響應(yīng)的 DHCP offer 封包則會根據(jù)這些資料傳遞給要求租約的客戶。之后，基于使用者的選擇，系統(tǒng)會繼續(xù)在 5 分鐘之后再重復(fù)一次 DHCP discover 的過程。因為客戶端還不知道自己屬于哪一個網(wǎng)絡(luò)，所以封包的來源地址會為 ，而目的地址則為 ，然后再附上 DHCP discover 的信息，向網(wǎng)絡(luò)進行廣播。DHCP 服務(wù)器從地址池中為客戶端選擇并分配IP 地址及其他相關(guān)參數(shù)當(dāng)作為DHCP服務(wù)器的設(shè)備收到客戶端發(fā)來的DHCP 請求時，將從地址池中挑選一個空閑的IP 地址。DHCP工作過程與實驗分析：即動態(tài)主機配置協(xié)議（Dynamic Host Configuration Protocol），是一個局域網(wǎng)的網(wǎng)絡(luò)協(xié)議，使用UDP協(xié)議工作，主要有兩個用途：給內(nèi)部網(wǎng)絡(luò)或網(wǎng)絡(luò)服務(wù)供應(yīng)商自動分配IP地址，是使內(nèi)部網(wǎng)絡(luò)管理員能夠集中管理（從中心結(jié)點監(jiān)控）和自動分配IP 網(wǎng)絡(luò)地址的通信協(xié)議。其中扮演主要角色的即為交換機的路由功能，如果沒有設(shè)置相關(guān)屬性則不同VLAN間不能通訊。三層路由意義和工作過程： 實現(xiàn)不同VLAN間主機的通信，通過配置VLAN能夠有效地控制廣播域的大小。環(huán)路檢測的過稱為：對交換機的每個端口周期性的發(fā)送回路檢測（Loopbackdetection）數(shù)據(jù)包；交換機查看端口收到包的CPUMAC字段，如果其中存的是本交換機的MAC，則本交換機的某些端口形成環(huán)路，否則將其丟棄，出現(xiàn)環(huán)路后，交換機會關(guān)閉端口號較大的端口以消除環(huán)路。傳統(tǒng)的二層預(yù)防技術(shù)主要有STP(Spanning tree)來預(yù)防，STP在不斷的修改和更新中，產(chǎn)生了諸如STP/RSTP/MSTP等多個版本，大家可根據(jù)各自的組網(wǎng)規(guī)劃來選擇應(yīng)用，但是STP的配置復(fù)雜度，以及協(xié)議本身的開銷通常都是網(wǎng)絡(luò)管理人員比較頭痛的事情。主機D自動獲取IP地址的結(jié)果實驗與結(jié)果分析環(huán)路問題：分為第二層環(huán)路和第三層環(huán)路，所有環(huán)路的形成都是由于目的路徑不明確導(dǎo)致混亂而造成的。其中主機A、B的IP地址自動獲取，主機C的IP地址則手動配置。；主機B連接交換機端口10，劃分為vlan20。①．按圖2方式建立主機A、B、C與三層交換機間的連接，配置交換機的IP地址②.配置三層交換機的DHCP地址池屬性③.啟動DHCP服務(wù)④.（1）查看主機A、B能否正確的獲取到給定范圍內(nèi)IP地址，通過Ping查看網(wǎng)關(guān)、交換機之間的互通情況；（2）拔掉主機B的網(wǎng)線，將主機C的IP地址設(shè)置為主機B所獲取的到的IP地址，然后再插上B機網(wǎng)線，查看其是否能獲取到不同的IP地址；（3）分別重啟主機A、B及交換機，查看A、B獲取到的IP地址是否和前一次相同。第二篇：交換機實驗 實驗報告交換機實驗II 實驗?zāi)康?，掌握環(huán)路的自檢測的配置； ，掌握三層交換設(shè)備路由的配置方法 實驗步驟配置交換機的IP地址，及基本的線路連接等； 實驗1：①．用獨立網(wǎng)線連接同一臺交換機的任意兩個端口時期形成自環(huán)②.對交換機的兩個端口進行配置，開啟所有端口的環(huán)路檢測功能、設(shè)置檢測周期等屬性 實驗2：①．按圖1方式對三層交換機的VLAN、端口進行配置②.在交換機中分別對VLAN的IP地址進行配置③.啟動三層交換機的IP路由④.設(shè)置PCA、PCB的IP地址，分別將它們的網(wǎng)關(guān)設(shè)置為所屬三層交換機VLAN的IP地址⑤.通過Ping驗證主機A、B之間的互通狀況 實驗3：三層交換機作為DHCP服務(wù)器，兩臺PCA和PCB，分別從交換機上獲取IP地址。其總體設(shè)計思路還是比較簡單，即首先完成初始化虛擬內(nèi)存管理機制，即需要設(shè)置好哪些頁需要放在物理內(nèi)存中，哪些頁不需要放在物理內(nèi)存中，而是可被換出到硬盤上，并涉及完善建立頁表映射、頁訪問異常處理操作等函數(shù)實現(xiàn)。} le = lenext。//將這一頁的地址存儲在ptr_page中*ptr_page = p。 PTE_D){ //已被修改list_del(le)。pte_t *ptep = get_pte(mmpgdir, ppra_vaddr, 0)。}//如果這行到這里證明找完一圈，所有頁面都不符合換出條件//那么強行換出最先進入的頁面} le = lenext。return 0。assert(p!= NULL)。if(!(*ptep amp。while(le!= head){struct Page *p = le2page(le, pra_page_link)。//頁被訪問過則將PTE_A位置0le = lenext。return 0。assert(p!= NULL)。(*ptep amp。 PTE_A)amp。pte_t *ptep = get_pte(mmpgdir, ppra_vaddr, 0)。//未被訪問，未被修改} le = lenext。return 0。assert(p!= NULL)。!(*ptep amp。 PTE_A)amp。//獲取頁表項pte_t *ptep = get_pte(mmpgdir, ppra_vaddr, 0)。assert(head!= le)。assert(in_tick == 0)。只需要修改kern/mm/()函數(shù)即可實現(xiàn)： _fifo_swap_out_victim(struct mm_struct *mm, struct Page ** ptr_page, int in_tick){list_entry_t *head =(list_entry_t*)mmsm_priv。首先根據(jù)基礎(chǔ)的extended clock算法，未被訪問的頁應(yīng)優(yōu)先考慮換出；在此基礎(chǔ)上，由于被修改的也需要被寫會硬盤，因此未被修改的頁應(yīng)該有限換出。程序代碼：相比較FIFO的操作，dirty bit的替換算法只需要識別出哪些頁被訪問過，以及哪些頁被修改過即可。所以在查詢空閑頁時，需要加上對dirty bit的判斷。③ 何時進行換入和換出操作？答：當(dāng)需要調(diào)用的頁不在頁表中時，并且在頁表已滿的情況下，需要進行換入和換出操作。} ① 需要被換出的頁的特征是什么？答：在FIFO中，需要被換出的頁是目前所有頁中最早被調(diào)入的那一頁。*ptr_page = p。list_del(le)。while(le!= head){struct Page *p = le2page(le, pra_page_link)。le = lenext。return 0。assert(p!= NULL)。if(!(*ptep amp。while(le!= head){struct Page *p = le2page(le, pra_page_link)。list_entry_t *le = headnext。assert(head!= NULL)。 PTE_A)即可以表明該頁是否被訪問過，由此實現(xiàn)extended clock。答：目前的swap_manager框架足以支持在ucore中實現(xiàn)extended clock算法。} 思考題：如果要在ucore上實現(xiàn)“extended clock頁替換算法”請給你的設(shè)計方案，現(xiàn)有的swap_manager框架是否足以支持在ucore中實現(xiàn)此算法？如果是，請給你的設(shè)計方案。//將頁的地址的地址賦值給ptr_page*ptr_page = p。list_del(le)。assert(le!= h