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1、WRI研究生0601TCP的拥塞控制，因为这IP电话和IP视频会议UDP上，因为他们想要3复习题1. P127源端口号为y，目的端口号为x。P 131应用程序开发者可能不想其应用程序使用 会在出现拥塞时降低应用程序的传输速率。通常， 应用程序的设计者选择让他们的应用程序运行在WRI研究生0601WRI研究生0601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。WRI研究生06012. P131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。3. a) false b) false c) true d) false e) tr
2、ue f) false g) false4. a) 20 bytes (110-90=20bytes) b) ack number = 90P155 第一个包丢失，发送第一个包之前的一个包的ACK5. P155 3个报文段，第一个报文段，客户机到服务器，seq= 43, ack= 80;第二个报文段，服务器到客户机，seq= 80, ack= 44;第三个报文段，客户机到服务器，seq= 44, ack= 81。6. R/2P180 R/27. P176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：2
3、3c) 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：513e) Yes.f) No.2. P128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；3. P132 UDP检查和01010101+011100001100010111000101+01001100000100011 的补
4、码=11101110为了检测错误，接收方将四个字相加（三个原始字和一个检测字）。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，但是年个个比特的错误有可能被忽略（例如，如果第一个字的最后一个数变为0,并且第二个字的最后最后一个数变为1）。4. P138假设发送方处于“等待来自上层的调用1”状态，接收方处于“等待来自下层的1”。发送方发送一个带有序列号1的分组，然后转到“等待ACK或NAK1 ”的状态等待 ACK或NAK。假设现在接收方正确接收 到带有序列号1的分组，发送一个 ACK，然后转入“等待来自下层的0“状态，等待带有序列号0的分组。然而，ACK出错了。
5、当rdt2.1发送方接收到出错的ACK，它就重发带有序列号1的分组。然而，接收方在等待带有序列号0的分组并在它没有收到带有序列号0的分组时一直发送NAK。因此发送方会一直发送带有序列号1的分组，这时接收方会一直发送这个分组的NAK信息。两边都不会从这个状态中跳出，进入了死循 环。5. P140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 AC
6、K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。6. P139 rdt3.0协议的发送方与rdt2.2协议的发送方的不同之处在于引入了超 时机制我们已经看到超时机制地引入增加了从发送方到接收方数据流中出现重复分组地可能性.然而,rdt2.2协议地接收方已经能够处理重复分 组.（在rdt2.2中当接收方发送地 ACK丢失时，发送方就会重传旧的数据这 时接收方就会接收到重复的分组.）因此rdt3.0中的接收方同rdt2.2中的接收方相同.7. Suppose the protocol has been in operation f
7、or some time. The sender is instate“ Waritcall from above” （top left hand corner） and the receiver is instate“ Wait for 0 frdDmlow ” . The scenarios for corrupted data and corruptedACK are shown in Figure 1.WRI研究生0601WRI研究生0601S tender scnda MOSuierA1gendBl re ACKTimecut: senderre&exids K1Figure 1:
8、rdt 3.0 scenarios: corrupted data, corrupted ACKACKPaclLeifeCfttveilesraids Last ACK fAl)Cnmrtcddata8. P138这里,我们加入一个定时器，它的值比我们已知的往返传播时延大我们在”等待ACK或NAK0 ”和”等待ACK或NAK1 ”状态各加入一个超时事 件.如果超时事件出现，那么最后传输的分组将被重传让我们看看为什么这个协议仍然能和rdt2.1的接收方协同工作假设超时是由数据分组的丢失引起的，比如，一个从发送方到接收方的信道上的分组丢失在这种情况下，接收方从没有接收过之前传送的分组，从接收方的角
9、度看，如果超时重传的分组被接收到，它看起来就和最初传输的分组被接收是一样的.现在假设一个ACK丢失.接收方最终将由于超时重传分组.但是这个重传动作是和当一个错误 ACK出现时的重传动作是完全相同的.因此当出现ACK丢失或出现错误 ACK时,发送方的重传动作是一样的.rdt2.1的接收方已经能 够处理出现错误 ACK的状况.9. 协议仍将工作，因为如果接收到的带有错误的分组实际上被丢掉的话，重传就会发生（从接收方的观点看，这两种情况哪一个会发生，或者同时发生是 不可知的）.要对这个问题进行更进一步的讨论，就必须考虑到定时器超时过早发生的情况.在这种情况下，如果每个超大分组被确认，并且每个接收 的
10、超大分组确认信息导致另一个超大分组被发送，当n趋近于无穷时，分组n被发送的次数将无限增加.10.oldversdion of M0 accepted!11.在仅使用NAK的协议中，只有当接收到分组 x+1时才能检测到分组 x的 丢失.也就是说接收方接收到 x-1然后接收到x+1,只有当接收方接收到 x+1 时才发现x的丢失.如果在传输x和传输x+1之间有很长时间的延时，那么 在只有NAK的协议中,x的修复要花费很长的时间另一方面，如果要发送 大量的数据，那么在只有NAK的协议中修复的速度将很快并且，如果错误 很少，那么NAK只是偶尔发送，并且从不发送 ACK.与只有ACK的情况相 比，只有NA
11、K的情况将明显减少反馈时间.12.lt takes 8 microseconds (or 0.008 milliseconds) to send a packet. in order for the senderto be busy 90 percent of the time, we must have util = 0.9 = (0.008 n) / 30.016 or n approximately 3377 packets.13. 在GBN可靠数据传输协议中，发送方持续发送分组直到它接收到一个NAK.如果到n-1之前的分组已经被正确的接收，这个NAK只是为分组n 产生.也就是说,n总是
12、未被接收的分组的最小序号 .当发送方接收到分组 n 的NAK,它从分组n开始重传.这和书上讲的GBN协议相类似，除了在流水 线上没有未被确认分组的最大数.注意发送方不能确切的直到有多少分组未被确认.如果当前的序号是 k,最后一个NAK是分组n的,那么在流水线 上或许就有k-(n-1)的分组未被确认.还要注意接收方只有在接收到更高序 列号的分组时才能确认分组n的丢失.(接收分组的序列号的空缺告诉接收方位于孔雀位置的分组丢失).因此，对于接收方，当数据速率低时,(比如，两 个分组之间的时间比较长),将会比数据速率高时花费更长的时间来确认分 组的丢失.14. 在我们的解决方案中，发送方在接收到一对报
13、文的ACK(seqnum和seqnum+1)后才开始发送下一对报文.数据分组携带有两 bit的序列码.也就 是说，游泳的序列号是0,1,2,3.ACK信息携带已经确认的数据分组的序列号 接收方和发送方的 FSM由下图所示.注意发送状态记录:(1)当前对没有收 到ACKs;(2)只收到seqnum的ACK或只收到seqnum+1的ACK.在本图中, 我们假设seqnum由0起始,发送方已经发送第一对数据.ndt scvCmcvpikt) & notcorra pt(nrvpirt) 晶& has ceqnumwqnum EKnijmn2 udtndpkt, seq nuini)Ldt sendf
14、snclpkl!. 5eqnum 1) TBari tirwr- -rdf rcvTncvpkt) noicrrapK rrv pkt) &A. has acfc(seq nuni)nctcorrupKncvpid) has achfseqnum 1)(rdt rcvfrEvpkt) &. ncrtccirirupb( kv pkt) & ha 兮-ack(9K|nu m11 (reft rcrcvpkt) coiruiptrcvpkt)rdt rEYfntvpkp nct-orrdptfrcvpkt) &JL hE achjfwqnuini)创冲turn teqffium*2 udt -iv
15、nef-End pht. -srq nurn) udt sendfsnd pkt, seq num i start timerudt sendftndplrt,eqnurri) slart timerWRI研究生0601WRI研究生0601receivernil We沖k 3 ncrbcoriTip*叩罚&.ha! 5qhurn C)（rxi临惧涯朋袖）魁udl 4end(ACK, uqriurrt sendfACK, leqruma 1Jdt sefd(ACK, x)udl ndA.C K.9rq n um eqnumrdt rcv(ftvpkt) Ul CtU册尼叩毗Ji &L h-H icqeq rwm)(rdt rcw(PEpki)& noicor叩 1(皑师炯 也&佃呻盘j
