计算机网络自顶向下方法 第三章 作业习题答案
https://github.com/jzplp/Computer-Network-A-Top-Down-Approach-Answer
P1
设主机A的telnet会话端口号为x，主机B的telnet会话端口号为y
a. 源端口号：x，目的端口号：23
b. 源端口号：y，目的端口号：23
c. 源端口号：23，目的端口号：x
d. 源端口号：23，目的端口号：y
e. 可能相同
f. 不可能相同P2
服务器到客户A:
源端口号:80, 目的端口号:26145, 源IP:B, 目的IP:A
服务器到客户C，会话1:
源端口号:80, 目的端口号:7532, 源IP:B, 目的IP:C
服务器到客户C，会话2:
源端口号:80, 目的端口号:26145, 源IP:B, 目的IP:CP3
01010011+01100110=10111001
10111001+01110100=00101110
反码为 11010001
使用反码对接收方非常方便，只需将所有数据包含校验码加起来，计算和为全1即可。
如果不是全1则说明出现了差错。
1比特的差错肯定可以检查出，2比特的差错存在检测不出的情况。P4
a. 00111110
b. 10111111
c. 两个字节的最后一位变化: 01011101 01100100P5
接收方不能完全确认没有比特差错，如P4c题目所示，出现多个差错时存在检测不出的情况P6
发送方发送序号0的报文，进入等待ACK0状态。接收方收到，并且回复ACK，进入等待状态1。 回复的ACK受损了。此时发送方重传报文0，接收方收到报文0，认为序号不对，回复NAK。 发送方收到NAK，发送方重传报文0，接收方依然认为序号不对，回复NAK。
产生死锁。P7
因为ACK和确认序号已经可以完整的标识这个分组，而且ACK的缺失会导致重传，因此最终ACK可以确保到达。P8
与rdt2.2的接收方相同P9
数据分组发生篡改时：
正在上传…重新上传取消
确认分组发生篡改时：
正在上传…重新上传取消P10
如果不使用NAK，则协议正如rdt3.0所示。
如果使用NAK，则协议如下：
正在上传…重新上传取消
接收方与rdt2.1接收方相同P11
- 在等待来自下层的1中删除
会正常工作。因为上一步状态转换时已经生成了sndpkt - 在等待来自下层的0中删除
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。
- P12
如果定时器正常，那么协议可以正常运行。
如果定时器过早超时：
- 发送1报文。
- 首先超时，重传1次。
- 收到ACK报文，发送2报文。
- 收到上一个ACK报文，重传1次。
- 超时，重传2次。
- 收到ACK报文，发送3报文。
- 收到上一个ACK报文，重传1次。
- 收到上一个ACK报文，重传2次。
- 超时，重传3次。
- 收到ACK报文，发送4报文。
....
对于第n个分组，重传n次。
P13
无法工作的一个例子：
正在上传…重新上传取消
中间两个报文没有被接收方正确接收就继续发送下面的报文了。P14
- 不合适。因为发送端如果接收不到数据，无法判定是丢包还是正确接收了。
- 不存在丢包的情况下，采用停等协议不适合使用只用NAK的协议。因为发送方必须等待最长的RTT时间，才能确认接收方已经收到。因此相比于ACK协议，时间的花费会更长。
不存在丢包的情况下，如果采用流水线协议，那么发送方发送的报文如果损坏，接收方无法判断其序号，无法发送NAK报文，发送方会认为这个报文已经正确接收。因此发生错误。
如果存在少量丢包的情况下，那么只用NAK的协议就更不如使用ACK的协议了
P15
L/R = 15 * 8000 / 109 = 0.012
U = X(L/R) / (RTT + L/R) = 0.9
X ~= 2251P16
可以增加信道利用率，因为发送方接收到大量的ACK，便认为发送的报文已经被正确接收了，然后继续发送后续报文。
问题：如果发生丢包，损坏等现象，那么接收到的数据是不完整的。P17
正在上传…重新上传取消
正在上传…重新上传取消P18
报文格式:与SR协议相同
正在上传…重新上传取消
正在上传…重新上传取消
正在上传…重新上传取消P19
报文格式与rdt3.0相比，增加了一个指示ACK报文的来源字段，值为B或C
正在上传…重新上传取消
正在上传…重新上传取消P20
报文格式与rdt3.0相比，增加了一个指示数据报文的来源字段，值为A或B
正在上传…重新上传取消
正在上传…重新上传取消P21
转存失败重新上传取消
转存失败重新上传取消P22
a.
k-4, k-3, k-2, k-1, k, k+1, k+2, k+3
k-4, k-3, k-2, k-1的极端情况：
此时发送端发送了k-4, k-3, k-2, k-1的报文，接收方收到，但是ACK报文接收方还没有收到。 k, k+1, k+2, k+3的极端情况：
发送方发送了k, k+1, k+2, k+3报文，接收方还没有收到。
b.
k-5, k-4, k-3, k-2, k-1
k-4, k-3, k-2, k-1, k的极端情况：
发送方发送k-5，接收方收到并且返回ACK(k-5)。发送方收到之前就超时，重发k-5。 发送方收到ACK(k-5)， 发送k-4, k-3, k-2, k-1。
接收方收到重发k-5，返回ACK(k-5)。收到k-4, k-3, k-2, k-1，返回ACK(k-4)，ACK(k-3)，ACK(k-2)，ACK(k-1)P23
如果报文在信道中不会重新排序：
对于GBN协议，发送方窗口最大为k-1。
如果窗口为k，就会出现书中图3-27的情况，如果窗口的所有报文的ACK丢失，都被重传，接收方会认为是新报文。
对于SR协议，发送方窗口最大为k/2。
如果大于k-2。就会出现书中图3-27的情况，如果窗口的所有报文的ACK丢失，都被重传。接收方会认为是新报文。P24
a. 正确
假设窗口为0,1，发送方发送0，1后，接收方回复ACK0,1。但是发送方收到ACK0和1之前，就进行了超时重传，发送0，1。
发送方收到ACK0和1。窗口变为2，3。接收方收到重传的0，1，重新回复ACK0,1。此时发送方收到了ACK0，1，在发送方窗口之外。
b. 正确
假设窗口为0,1，发送方发送0，1后，接收方回复ACK0,1。但是发送方收到ACK1之前，就进行了超时重传，发送1。
发送方收到ACK1。窗口变为2，3。接收方收到重传的1，重新回复ACK1。此时发送方收到了ACK1，在发送方窗口之外。
c. 正确
d. 正确P25
a. UDP不会对报文进行分片，而TCP会进行分片。
b. UDP没有拥塞控制和流量控制，可以自己调整发送速度。P26
a. 如果序号不重复利用，最多232字节。但是TCP的序号是可以重复利用的。
b. 报文数 232 / 536 ~= 8,012,999
(232 + 66 * 8,012,999) * 8 / 155 * 10242 ~= 237sP27
a. 序号 207 源端口号 302 目的端口号 80
b. 确认号 207 源端口号 80 目的端口号 302
c. 确认号 247
d.
转存失败重新上传取消P28
发送方维护一个接收窗口来实现流量控制，接收方提供给发送方指示接收方缓存还有多少可用空间。
在实际的运行中，一开始接收方缓存为空，接收窗口很大。发送方发送许多数据。但是接收方读取速度较慢，因此缓存逐渐变满，接收窗口越来越小。
发送方的速率逐渐下降，最后与接收方读取数据的速率相同。P29
a. 因为使用这种特殊的序号使得服务器不用记忆初始序号，不用为连接保存状态信息。
b. 如果攻击者不知道生成cookie的函数，那么就不能成功创建一个全开或者半开连接。
c. 是可以使得服务器产生全开连接的。P30
a. 当初始数据被发送到套接字的速率大时，时延高会导致丢包率过大，从而减小吞吐量。
如果路由器缓存长度增加，速度不变，那么报文在路由器缓存中的时间边长，如果时间超过固定的超时值，那么路由器就会转发不必要的分组副本，从而降低吞吐量。
b. 路由器缓存更多的报文，可以出现更少的丢包情况，有助于增加吞吐量。P31
我认为书上翻译错误，应该是给出了5个样本之前的初值。
| 初值 | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | |
|---|---|---|---|---|---|---|
| SampleRTT | / | 106 | 120 | 140 | 90 | 115 |
| EstimatedRTT | 100 | 100.75 | 103.16 | 107.77 | 105.55 | 106.73 |
| DevRTT | 5 | 5.06 | 8.00 | 14.06 | 14.43 | 12.89 |
| TimeoutInterval | 120 | 120.99 | 135.16 | 164.01 | 163.27 | 158.29 |
- P32
a.
EstimatedRTT1 = 0.9 * EstimatedRTT0 + 0.1 * SampleRTT1
EstimatedRTT2 = 0.92 * EstimatedRTT0 + 0.1 * 0.9 * SampleRTT1 + 0.1 * SampleRTT2
EstimatedRTT3 = 0.93 * EstimatedRTT0 + 0.1 * 0.92 * SampleRTT1 + 0.1 * 0.9 * SampleRTT2 + 0.1 * SampleRTT3
EstimatedRTT4 = 0.94 * EstimatedRTT0 + 0.1 * 0.93 * SampleRTT1 + 0.1 * 0.92 * SampleRTT2 + 0.1 * 0.9 * SampleRTT3 + 0.1 * SampleRTT4
b.
转存失败重新上传取消
c. 当n趋于无穷时，离n越近的EstimatedRT的影响越大。
P33
TCP估计正常时间的RTT，对于重传报文，可能并不是因为丢失而是单纯超时，如果重传报文发送后初始报文的ACK立即抵达，那么求得的RTT会比真实的RTT小很多。P34
两者之差是在网络传送中还未到达的字节数，包括损坏的，丢失的等等。P35
假设TCP接收方丢弃失序的报文段的场合：
在生成ACK的时间，y等于LastByteRcvd，当ACK报文传回发送方的时候，因为可能有新的报文到达接收方，所以y <= LastByteRcvdP36
如果收到一个冗余ACK旧快速重传，那么两个连续发送的报文，在反序到达时，就会发生重传情况。也就是说协议不允许非序到达报文。
因此这种设计是不良的。P37
a.
GBN协议：发送报文段9次，ACK8次
SR协议：发送报文段6次，ACK5次
TCP协议：发送报文段6次，ACK5次
b. TCP协议时间最短P38
正确。P39
对于图3-46b，λout不能超过R/3。如果λ'in超过R/2，因为超过网络所能提供的速率，因此必然会发生更严重的丢包现象，因此λout反而会降低。
对于图3-46c，如果假定平均转发两次是固定值，那么如果λ'in超过R/2，λout能超过R/4。但是在实际情况中，如果λ'in超过R/2，丢包现象会增加，因此平均转发会超过两次，λout会小于R/4。P40
a. 慢启动的时间为：1-6，23-26
b. 拥塞避免的时间为：6-16，17-22
c. 根据3个冗余ACK检测出来的
d. 根据超时检测出来的
e. 32
f. 21
g. 14
h. 7
i. 窗口长度为1，ssthresh为4
j. 窗口长度为4，ssthresh为21
k. 令j的假设成立，也就是16轮回时发生了快速重传，但是没有快速恢复的情况，与图中的折线不同。一共发送了52个分组。P41
转存失败重新上传取消
如图所示，吞吐量将在B和C来回变动，不能收敛于平衡。P42
拥塞是解决的当前接收窗口很大，但是发送速率却不能很大的情况，这种情况超时时间加倍并不能解决。P43
如果不会发生丢失和定时器超时，那么拥塞控制便无法解决此类问题。可以使用类似流量控制的方法，控制发送方已发送未确认的字节数量小于接收缓存，且小于等于链路传输速率R的要求。比如小于等于R*RTT。P44
a. 6RTT
b. 平均吞吐量8.5MSSP45
a.
假设是拥塞避免状态。一个周期发送的数据量从W/2变为W。
转存失败重新上传取消
b.
转存失败重新上传取消P46
a.
1个RTT发送的字节数为10M * 150ms = 1.5Mb
窗口长度最大为1.5Mb / (1500 * 8) = 125
b.
平均窗口为长度最大为 0.75 * 125 ~= 93
平均吞吐量 93 * 1500 * 8 / 150ms = 7.44Mbps
c.
不考虑慢启动状态，即直接从W/2开始拥塞避免状态，窗口从62到125，经历63个RTT，9.45sP47
不会做P48
a.
1个RTT发送的字节数为10G * 150ms = 1.5Gb
窗口长度最大为1.5Gb / (1500 * 8) = 125K
b.
平均窗口为长度最大为 0.75 * 125K ~= 93K
平均吞吐量 93K * 1500 * 8 / 150ms = 7.44Gbps
c.
不考虑慢启动状态，即直接从W/2开始拥塞避免状态，窗口从62.5K到125K，经历62.5K个RTT，9375s
解决方案
- 超时时，ssthresh的值可以不设为W/2，而是设为更大的数字。
- 拥塞避免状态一个RTT可以不仅增加一个窗口，而是增加更多窗口
P49
设平均吞吐量为W平均
T = W/2， W平均 = 0.75 * (W * RTT / MSS) / RTT = 0.75W / MSS
T = W平均 * MSS / 0.75P50
a.
在t0，C1的速率为10/50ms = 200，C1的速率为10/100ms = 100，远远超过链路速率，因此他们都要减半
又注意到，假设C1和C2的拥塞窗口为1，他们的速率为20和10，正好与链路速率相等，因此C1和C2会一直减半到1。
b.
考虑到一旦C1和C2的拥塞窗口超过1，那么就会发生丢包而减半，因此C1和C2的拥塞窗口都稳定为1。
此时C1的带宽为20报文/s，C2的带宽为10报文/s，不能共享相同的带宽P51
a.
| 时间 | RTT数 | C1窗口 | C1速率 | C2窗口 | C2速率 | 是否拥塞 |
|---|---|---|---|---|---|---|
| 0 | 0 | 15 | 150 | 10 | 100 | 是 |
| 100ms | 1 | 7 | 70 | 5 | 50 | 是 |
| 200ms | 2 | 3 | 30 | 2 | 20 | 是 |
| 300ms | 3 | 1 | 10 | 1 | 10 | 否 |
| 400ms | 4 | 2 | 20 | 2 | 20 | 是 |
| 500ms | 5 | 1 | 10 | 1 | 10 | 否 |
因此，两者的拥塞窗口长度还是1。
b.
两条连接共享相同的带宽
c.
两条连接是同步的，看a的表格即可得。
d.
这种同步可能不能改善利用率，试想如下的窗口长度：
| C1窗口 | C1速率 | C2窗口 | C2速率 | 是否拥塞 |
|---|---|---|---|---|
| 2 | 20 | 1 | 10 | 否 |
如果能稳定这种状态，可以使得当遇到拥塞时一方减半，另一方不减半，那么可以改善利用率。
P52
RTT 0时，窗口长度W/2
RTT 1时，窗口长度W/2 + α* W/2 = (1 + α)W/2
RTT 2时，窗口长度(1 + α)W/2 + α(1 + α)W/2 = (1 + α)2W/2
RTT 3时，窗口长度(1 + α)2W/2 + α(1 + α)2W/2 = (1 + α)3W/2
...... RTT n时，窗口长度((1 + α)nW/2
设n时达到W，此时((1 + α)nW/2 = W
n = log2(1 + α)
因此，当log2(1 + α) * RTT时到达W，与吞吐量无关P53
转存失败重新上传取消P54
优点是安全，保险。
缺点是t1时刻因为发送方有大量数据要发送，因此拥塞窗口较小，但经过一段时间的空闲，可能链路中并不拥塞了（或者更加拥塞了），因此直接使用他们的值会有无法最大利用链路的问题。
可以在t2时刻使用慢启动，重新计算cwnd和ssthresh值。P55
a. 服务器将向Y发送响应
b. 可以确认，因为SYNACK是发送给Y的，X并不知道ACK应该发送什么。P56
a.
| 时间 | 活动 | 窗口大小 | 剩余窗口大小 |
|---|---|---|---|
| 0 | 发送SYN | 0 | 0 |
| RTT | 接收SYNACK | 0 | 0 |
| 1RTT + S/R | 服务器发送数据报文1 | 1 | 0 |
| 2RTT + S/R | 服务器接收ACK1，准备发送数据报文2 | 2 | 2 |
| 2RTT + 2S/R | 服务器发送数据报文2 | 2 | 1 |
| 2RTT + 3S/R | 服务器发送数据报文3 | 2 | 0 |
| 3RTT + 2S/R | 服务器接收到ACK2，准备发送数据报文4 | 3 | 2 |
| 3RTT + 3S/R | 服务器发送数据报文4，同时接收到ACK3 | 4 | 3 |
| 3RTT + 4S/R | 服务器发送数据报文5 | 4 | 2 |
后面一直剩余窗口大小一直大于0，因此一直不停发送报文，发送的同时也接收ACK。发送所有报文后，再等待一个RTT时间，即传送完成。
最后时间为 3RTT + 4S/R + RTT + 10S/R = 4RTT + 14S/R
b.
| 时间 | 活动 | 窗口大小 | 剩余窗口大小 |
|---|---|---|---|
| 0 | 发送SYN | 0 | 0 |
| RTT | 接收SYNACK | 0 | 0 |
| 1RTT + S/R | 服务器发送数据报文1 | 1 | 0 |
| 2RTT + S/R | 服务器接收ACK1，准备发送数据报文2 | 2 | 2 |
| 2RTT + 2S/R | 服务器发送数据报文2 | 2 | 1 |
| 2RTT + 3S/R | 服务器发送数据报文3 | 2 | 0 |
| 3RTT + 2S/R | 服务器接收到ACK2，准备发送数据报文4 | 3 | 2 |
| 3RTT + 3S/R | 服务器发送数据报文4，同时接收到ACK3 | 4 | 3 |
| 3RTT + 4S/R | 服务器发送数据报文5 | 4 | 2 |
| 3RTT + 5S/R | 服务器发送数据报文6 | 4 | 1 |
| 3RTT + 6S/R | 服务器发送数据报文7 | 4 | 0 |
| 4RTT + 3S/R | 服务器接收到ACK4，准备发送数据报文8 | 5 | 2 |
| 4RTT + 4S/R | 服务器发送数据报文8，同时接收到ACK5 | 6 | 3 |
| 4RTT + 5S/R | 服务器发送数据报文9，同时接收到ACK6 | 7 | 4 |
| 4RTT + 6S/R | 服务器发送数据报文10，同时接收到ACK7 | 8 | 5 |
此时剩余窗口为5，服务器只需一直发送所有报文，再等待一个RTT即可。
最后时间为 4RTT + 6S/R + RTT + 5S/R = 5RTT + 11S/R
c.
| 时间 | 活动 | 窗口大小 | 剩余窗口大小 |
|---|---|---|---|
| 0 | 发送SYN | 0 | 0 |
| RTT | 接收SYNACK | 0 | 0 |
| 1RTT + S/R | 服务器发送数据报文1 | 1 | 0 |
| 2RTT + S/R | 服务器接收ACK1，准备发送数据报文2 | 2 | 2 |
| 2RTT + 2S/R | 服务器发送数据报文2，准备发送数据报文3 | 2 | 1 |
| 3RTT + 2S/R | 服务器接收ACK2 | 3 | 2 |
| 2RTT + 3S/R | 服务器发送数据报文3，准备发送数据报文4 | 3 | 2 |
| 3RTT + 3S/R | 服务器接收ACK3 | 4 | 3 |
| 2RTT + 4S/R | 服务器发送数据报文4，准备发送数据报文5 | 4 | 3 |
由于发送时间大于RTT，因此发送下一个之前，ACK已经收到。服务器只需一直发送所有报文，再等待一个RTT即可。
最后时间为 2RTT + 4S/R + RTT + 11S/R = 3RTT + 15S/R
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