计算机网络自顶向下 传输层 习题
计算机网络自顶向下 传输层 习题
考虑在主机 A 和主机 B 之间有一条 TCP 连接。假设从主机 A 传送到主机 B 的 TCP 报文段具有源端口号 x 和目的端口号 y。对于从主机 B 传送到主机 A 的报文段，源端口号和目的端口号分别是多少？
答：源端口号y和目标端口号x
描述应用程序开发者为什么可能选择在 UDP 上运行应用程序而不是在 TCP 上运行 的原因。
答：应用程序开发人员可能不希望其应用程序使用TCP的拥塞控制，这可以在拥塞时限制应用程序的发送速率。 通常，IP电话和IP视频会议应用程序的设计者选择通过UDP运行其应用程序，因为他们希望避免TCP的拥塞控制。 此外，某些应用程序不需要TCP提供的可靠数据传输。
在我们的 rdt 协议中，为什么需要引入序号？
答：接收方需要序号来确定到达的数据包是包含新数据还是重传
在我们的 rdt 协议中，为什么需要引入定时器？
答：处理传输损失。 如果在分组的定时器的持续时间内没有接收到针对所发送的分组的ACK，则假定分组（或其ACK或NACK）已丢失。
是非判断题：
a. 主机 A 经过一条 TCP 连接向主机 B 发送一个大文件。假定主机 B 没有数据发往主 机 A。因为主机 B 不能随数据捎带确认，所以主机 B 将不向主机 A 发送确认。
falseb. 在连接的整个过程中，TCP 的 rwnd 的长度决不会变化。
falsec. 假设主机 A 通过一条 TCP 连接向主机 B 发送一个大文件。主机 A 发送但未被确 认的字节数不会超过接收缓存的大小。
trued. 假设主机 A 通过一条 TCP 连接向主机 B 发送一个大文件。如果对于这条连接的一 个报文段的序号为 m，则对于后继报文段的序号将必然是 m+1。
falsee. TCP 报文段在它的首部中有一个 rwnd 字段。
truef. 假定在一条 TCP 连接中最后的 SampleRTT 等于 1 秒，那么对于该连接的 TimeoutInterval 的当前值必定大于等于 1 秒。
falseg. 假设主机 A 通过一条 TCP 连接向主机 B 发送一个序号为 38 的 4 个字节的报文段。 在这个相同的报文段中，确认号必定是 42。
false假设主机 A 通过一条 TCP 连接向主机 B 发送两个紧接着的 TCP 报文段。第一个 报文段的序号为 90，第二个报文段序号为 110。
a. 第一个报文段中有多少数据？
b. 假设第一个报文段丢失而第二个报文段到达主机 B。那么在主机 B 发往主机 A 的确认报文中，确认号应该是多少？20 bytes
确认号 = 90UDP 和 TCP 使用反码来计算它们的检验和。假设你有下面 3 个 8 比特字节： 01010011,01100110,01110100。这些 8 比特字节和的反码是多少？（注意到尽管 UDP 和 TCP 使用 16 比特的字来计算检验和，但对于这个问题，你应该考虑 8 比特和。）写出所 有工作过程。UDP 为什么要用该和的反码，即为什么不直接使用该和呢？使用该反码 方案，接收方如何检测出差错？1 比特的差错将可能检测不出来吗？2 比特的差错呢？
答：
0101 0011 + 0110 0110 = 1011 1001
1011 1001 + 0111 0100 = 1 0010 1101（多了一位，第一位1回卷）
0010 1101 + 1 = 0010 1110 取其反码，得到1101 0001。
将反码1101 0001 放在检验和处，在接受方将全部的传输数据和检验和相加为1111 1111时，无差错，只要有任意一位为0，传输中就出现了差错。
运用反码相加，全1的检测对于计算机来说更加方便，速度会更快。
1比特的差错一定能够检查出来，2比特的差错如果出现在同一位上，则会被忽略。当数据分组和确认分组发生篡改时，给出 rdt3.0 协议运行的轨迹。你画的轨迹应当类似 于 FSM 中所用的图。
考虑 rdt2.2 接收方，在状态“等待来自下层的 0”和状态“等待来自下层的 1”中的自转 换（即从某状态转换回自身）中生成一个新分组：sndpk=make_pkt(ACK, 1, checksum) 和 sndpk=make_pkt(ACK, 0, checksum)。
如果这个动作从状态“等待来自下层的 1”中 的自转换中删除，该协议将正确工作吗？评估你的答案。在等待来自下层的1中删除时：会正常工作。因为上一步状态转换时已经生成了sndpkt
在状态“等待来自下层的 0” 中的自转换中删除这个事件将会怎样？[提示：在后一种情况下，考虑如果第一个发送 方到接收方的分组损坏的话，将会发生什么情况？]
在等待来自下层的0中删除时：在第一次进入时，会工作不正常。此时sndpkt还没有生成，如果接收了一个校验错误的报文，那么无法返回一个分组。
对下面的问题判断是非，并简要地证实你的回答：
a. 对于 SR 协议，发送方可能会收到落在其当前窗口之外的分组的 ACK。
正确。假设发送方的窗口大小为3，并在t0发送数据包1、2、3。在t1(t1>t0)，接收方锁定1，2，3。在t2(t2>t1)，发送方超时并发送1、2、3。在t3(t3>t2)，接收方接收副本并重新确认1、2、3。在T4(T4>T3)，发送方接收在t1t1发送的ACK s，并将其窗口推进到t5t5。在t5t5，发送方接收t2t2发送的ACKs 1、2、3。这些ACK就在窗户外面。b. 对于 GBN 协议，发送方可能会收到落在其当前窗口之外的分组的 ACK。
正确，和a一样的场景c. 当发送方和接收方窗口长度都为 1 时，比特交替协议与 SR 协议相同。
正确d. 当发送方和接收方窗口长度都为 1 时，比特交替协议与 GBN 协议相同。
正确。当窗口大小为 1 时， SRGBN,和交替位协议在功能上是等价的。窗口大小为 1 ，排除了无序数据包（窗口内）的可能性。累积 ACK 在这种情况下只是一个普通的 ACK ，因为它只能引用窗口内的单个包。补充题：分别描述停止等待协议、GBN、SR 协议的工作原理（基本思想），并给出发 送窗口和接收窗口尺寸与序号位数的关系
1.停止等待协议（stop-and-wati），是数据链据层一个很重要的协议，基本原理就是说每发送一个分组，必须要停下来等待，等接收方确认后才可继续发送下一个分组。如果没收到确认，就只能超时重传。
2.GBN协议中，发送方在发完一个数据帧后，连续发送若干个数据帧，即使在连续发送过程中收到了接收方发来的应答帧，也可以继续发送。且发送方在每发送完一个数据帧时都要设置超时定时器。只要在所设置的超时时间内仍未收到确认帧，就要重发相应的数据帧。如：当发送方发送了N个帧后，若发现该N帧的前一个帧在计时器超时后仍未返回其确认信息，则该帧被判为出错或丢失，此时发送方就不得不重新发送出错帧及其后的N帧
3.SR协议是当接收方发现某帧出错后，其后继续送来的正确的帧虽然不能立即递交给接收方的高层，但接收方可收下来，存放在一个缓冲区中，同时要求发送方重新传送出错的那一帧。一旦收到重新传来的帧后，就可以原已存于缓冲区中的其余帧一并按正确的顺序递交高层。显然，SR减少了浪费，但要求接收方有足够大的缓冲区空间
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