2022年2022年计算机网络第三版习题解答 .pdf

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1、4U 电脑书库 (http:/) mailto: 1 Andrew S. Tanenbaum 计算机网络（第三版）习题解答第一章概述1-6：SAP（服务访问点）为所使用的频率，如87.6M 等。1-7：无连接通信和面向连接通信的最主要区别是什么？参考答案 主要的区别有两条。其一：面向连接通信分为三个阶段，第一是建立连接，在此阶段，发出一个建立连接的请求。只有在连接成功建立之后，才能开始数据传输，这是第二阶段。接着，当数据传输完毕，必须释放连接。而无连接通信没有这么多阶段，它直接进行数据传输。其二：面向连接的通信具有数据的保序性，而无连接的通信不能保证接收数据的顺序与发送数据的顺序一致。1-8：

2、不相同。在报文流中，网络保持对报文边界的跟踪；而在字节流中，网络不做这样的跟踪。例如，一个进程向一条连接写了1024 字节，稍后又写了另外1024 字节。那么接收方共读了 2048 字节。对于报文流，接受方将得到两个报文。每个报文1024 字节。而对于字节流，报文边界不被识别。接收方把全部的2048 个字节当作一个整体，在此已经体现不出原先有两个报文的事实。1-9：在有确认服务中，作为对请求原语的反应，接收方要发出一个明确的响应原语。具体的讲，有确认服务包括请求、指示、响应和证实4 个原语。而无确认服务则只有请求和指示2 个原语。连接服务总是有确认服务，因为远程对等实体必须同意才能建立连接。在

3、所给出的 3 个例子中， a 必须是有确认服务；取决于网络设计者的选择，b 和 c 可以是由确认服务，也可以是无确认服务。1-10：协商就是要让双方就在通信期间将使用的某些参数或数值达成一致。最大分组长度就是一个例子。1-11：通过协议分层可以把设计问题划分成较小的易于处理的片段。分层意味着某一层的协议的改变不会影响高层或低层的协议。1-12：相似点：都是独立的协议栈的概念；层的功能也大体相似。不同点： OSI更好的区分了服务、接口和协议的概念，因此比TCP/IP具有更好的隐藏性，能够比较容易的进行替换；OSI是先有的模型的概念，然后再进行协议的实现，而TCP/IP是先有协议，然后建立描述该协

4、议的模型；层次数量有差别；OSI在网络层支持无连接和面向连接的通信，而在传输层仅有面向连接的通信，而TCP/IP 在网络层仅有一种通信模式（无连接） ，但在传输层支持两种模式。1-14：)1(1)1(1pppnn-=-1-15： OSI 的哪一层分别处理以下问题？把传输的比特流划分为帧数据链路层名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 1 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 2 决定使用哪条路径通过子网网络层1

5、-17：一个有n 层协议的系统，应用层生成长度为m 字节的报文，在每层都加上h 字节报头，那么网络带宽中有多大百分比是在传输各层报头？参考答案 hn/(hn+m)*100% 注意：题干已说明每层都要附加报头，不要考虑实际的OSI 或者 TCP/IP 协议 1-18： TCP 是面向连接的，而UDP 是一种数据报服务。1-22：狗可以运载21GB，即 168Gb。每小时20km 的速度，跑x Km 的时间为 180 x 秒，则数据传输速率为168/180 x Gb/s ，令 168/180 x 155 ，得到 x 6 Km。1-23：如果网络容易丢失分组，那么对每一个分组逐一进行确认较好，此时仅

6、重传丢失的分组。而在另一方面，如果网络高度可靠，那么在不发差错的情况下，仅在整个文件传送的结尾发送一次确认，从而减少了确认的次数，节省了带宽；不过，即使有单个分组丢失，也需要重传整个文件。1-27：优点1：如果每个人都使用标准，那么每个人都可以与其他任何人交流；优点2：广泛使用标准将导致规模经济，比如生产大规模集成电路芯片。缺点1：为了取得标准化所需要的政治妥协经常会导致差的标准；缺点2：一旦标准被广泛采用了，要对它再做改变就会非常困难，即使发现了新的更好的技术或方法，也难以替换。1-28：具有国际标准的系统的例子包括CD 播放器和 CD 盘片，随声听和录音磁带，照相机和 35mm 胶卷等。缺

7、乏国际标准的领域包括合适录像机和录像带（美国是NTSC VHS ，欧洲是PAL） ，手提电话，电灯和灯泡（不同的国家使用不同的电压），影印机和纸（美国为8.5*11 英寸，其他地方为A4）等。名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 2 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 3 第二章物理层2-1：注意：本题是求周期性函数的傅立叶系数。而题面中所给出的为信号在一个周期内的解析式。=+=11)2cos()2sin(

8、21)(nnnnnftbnftactg111)(=TfTttfndtnfttfTan1)2sin()(210-=0)2cos()(210=dtnfttfTbn1)(210=dttfTc：使用中文版 的第一个公式：最大数据传输率。因此最大数据传输率决定于每次采样所产生的比特数，如果每次采样产生，那么数据传输率可达；如果每次采样产生，那么可达。注意这是对无噪声信道而言的，实际信道总是有噪声的，其最大数据传输率由香农定律给出。2-3：采样频率12MHz，每次采样2bit，总的数据率为24Mbps。2-4：由香农定理，该信道的信道容量为98.19)1001(log32=+kbps。又 根 据 乃 奎

9、斯 特 定 理 ， 发 送 二 进 制 信 号 的3kHz 信 道 的 最 大 数 据 传 输速 率 为62log322=kbps。所以可以取得的最大数据传输速率为6kbps。2-5：为发送T1 信号，我们需要6210544.1)1 (logHNSH=+50000=H1231-=NS93)12(log103110=-dB 所以，在50kHz 线路上使用T1 载波需要93dB 的信噪比。2-6：无源星没有电子器件，来自一条光纤的光照亮若干其他光纤。有源中继器把光信号转换成电信号以作进一步的处理。2-7：?=?=222cfdcdfcddfcf名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - -

10、 - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 3 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 4 mc6810103-=m7610101.0-=?THzHzf30103010)10(103127268=?-因此，在0.1 m 的频段中可以有30THz。2-8：数据速率为6024640480bps，即 442Mbps。81042.4=?f2cddfcf-=61288262105. 2105 .21031042.4)103.1 (-=?=?mcff m 需要 442Mbps 的带宽

11、，对应的波长范围是6105 .2- m。2-9：奈奎斯特定理是一个数学性质，不涉及技术处理。该定理说，如果你有一个函数，它的傅立叶频谱不包含高于f的正弦和余弦，那么以2f的频率采样该函数，那么你就可以获取该函数所包含的全部信息。因此奈奎斯特定理适用于所有介质。2-10： 3 个波段的频率范围大约相等，根据公式fcf?=?2小的波段?也小，才能保持f?大约相等。顺便指出， 3 个带宽大致相同的事实是所使用的种类的硅的一个碰巧的特性的反映。2-11：cf =当为 1cm 时，f为 30GHz。当为 5m 时，f为 60MHz。2-12： 1GHz 微波的波长是30cm。如果一个波比另一个波多行进1

12、5cm，那么它们到达时将180o 异相。显然，答案与链路长度是50km 的事实无关。2-13：oarctgA00057.0100001.0=2-14：每部电话每小时做0.5 次通话，每次通话6 分钟。因此一部电话每小时占用一条电路3 分钟， 60/3=20，即 20 部电话可共享一条线路。由于只有10%的呼叫是长途，所以200 部电话占用一条完全时间的长途线路。局间干线复用了1000000/4000=250 条线路，每条线路支持 200 部电话，因此，一个端局可以支持的电话部数为200*250=50000 。名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - -

13、- - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 4 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 5 2-15：双绞线的每一条导线的截面积是25.0)2/1(2=mm2，每根双绞线的两条导线在10km长 的 情 况 下 体 积 是223105 . 02100010)10(25.0-=m3， 即 约 为15708cm3。由于铜的密度等于9.0g/cm3，每个本地回路的质量为141372157089=g，约为 141kg。这样，电话公司拥有的本地回路的总质量等于941041.1101000141=kg，由于每千克铜

14、的价格是3 美元，所以总的价值等于99102 .4104 .13=美元。2-16：通常在物理层对于在线路上发送的比特不采取任何差错纠正措施。在每个调制解调器中都包括一个CPU 使得有可能在第一层中包含错误纠正码，从而大大减少第二层所看到的错误率。由调制解调器做的错误处理可以对第二层完全透明。现在许多调制解调器都有内建的错误处理功能。2-17：每个波特有4 个合法值，因此比特率是波特率的两倍。对应于1200 波特，数据速率是 2400bps。2-18：相位总是0，但使用两个振幅，因此这是直接的幅度调制。2-19：完全适合。在光纤和双绞线之间的接线盒只是一个新的种类的交换局，因此，等级结构就变成：

15、区域局，地区局，主局，长途局，端局和接线盒。2-20：可以，每部电话都能够有自己到达端局的线路，但每路光纤都可以连接许多部电话。忽略语音压缩， 一部数字 PCM 电话需要 64kbps 的带宽。如果以 64kbps 为单元来分割10Gbps，我们得到每路光缆串行156250 家。现今的有线电视系统每根电缆串行数百家。2-21：它既像TDM ，也像FDM 。100 个频道中的每一个都分配有自己的频带（FDM ） ，在每个频道上又都有两个逻辑流通过TDM 交织播放（节目和广告交替使用频道）。： s 的采样时间对应于每秒8000 次采样。一个典型的电话通道为4kHz。根据乃奎斯特定理，为获取一个4k

16、Hz 的通道中的全部信息需要每秒8000 次的采样频率。2-23：每一帧中，端点用户使用193 位中的 168（7*24 ）位，开销占25（=193-168）位，因此开销比例等于25/193=13% 。：比较使用如下方案的无噪声 信道的最大数据传输率：（）每次采样比特的模拟编码（）系统2-25： 10 个帧。在数字通道上某些随机比特是0101010101 模式的概率是1/1024。察看 10 个帧，若每一帧中的第一位形成比特串0101010101，则判断同步成功，而误判的概率为1/1024，小于0.001。2-26：有。编码器接受任意的模拟信号，并从它产生数字信号。而解调器仅仅接受调制了的正弦

17、（或余弦）波，产生数字信号。2-27：aCCITT 2.048Mbps标准用 32 个 8 位数据样本组成一个125 s 的基本帧， 30 个信道用于传信息，2 个信道用于传控制信号。在每一个4kHz信道上发送的数据率就是8*8000=64kbps 。名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 5 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 6 b差分脉码调制（DPCM ）是一种压缩传输信息量的方法，它发送的不是每一次抽

18、样的二进制编码值，而是两次抽样的差值的二进制编码。现在相对差值是4 位，所以对应每个4kHz 信道实际发送的比特速率为4*8000=32bps 。c增量调制的基本思想是：当抽样时间间隔st很短时，模拟数据在两次抽样之间的变化很小，可以选择一个合适的量化值? 作为阶距。把两次抽样的差别近似为不是增加一个?就是减少一个?。这样只需用1bit 二进制信息就可以表示一次抽样结果，而不会引入很大误差。因此，此时对应每个4kHz 信道实际发送的数据速率为1*8000=8kHz 。2-28：在波的1/4 周期内信号必须从0 上升到 A。为了能够跟踪信号，在T/4 的时间内（假定波的周期是T）必须采样8 次，

19、即每一个全波采样32 次，采样的时间间隔是1/x，因此波的全周期必须足够的长，使得能包含32 次采样，即T=32/x ，或f=x/32。2-29：910-的漂移意味着910秒中的1 秒，或1 秒中的910-秒。对于OC-1 速率，即51.840Mbps，取近似值50Mbps，大约一位持续20ns。这就说明每隔20 秒，时钟就要偏离1位。这就说明，时钟必须连续进行同步，才能保持不会偏离太大。2-30：基本的SONET 帧是美 125 s 产生 810 字节。由于SONET 是同步的，因此不论是否有数据，帧都被发送出去。每秒8000 帧与数字电话系统中使用的PCM 信道的采样频率完全一样。 810

20、字 节 的SONET帧 通 常 用90列 乘 以9行 的 矩 形 来 描 述 ， 每 秒 传 送5184000080008108=bps，即 51.84Mbps。这就是基本的SONET 信道，它被称作同步传输信号STS-1，所有的SONET 干线都是由多条STS-1 构成。每一帧的前3 列被留作系统管理信息使用，前3 行包含段开销，后6 行包含线路开销。剩下的87 列包含5011200080008987=bps。被称作同步载荷信封的数据可以在任何位置开始。线路开销的第一行包含指向第一字节的指针。同步载荷信封（SPE）的第一列是通路开销。通路开销不是严格的SONET 结构，它在嵌入在载荷信封中。

21、通路开销端到端的流过网络，因此把它与端到端的运载用户信息的SPE 相关联是有意义的。然而，它确实从可提供给端点用户的50.112Mbps 中又减去5760008000891=bps，即 0.576Mbps，使之变成 49.536Mbps 。 OC-3 相当于3 个 OC-1 复用在一起，因此其用户数据传输速率是608.1483546.49=Mbps。2-31：当一条线路（例如OC-3）没有被多路复用，而仅从一个源输入数据时，字母c（表示conactenation，即串联）被加到名字标识的后面，因此，OC-3 表示由 3 条单独的 OC-1 线路复用成 155.52Mbps ，而 OC-3c 表

22、示来自单个源的155.52Mbps 的数据流。 OC-3c 流中所包含的 3 个 OC-1 流按列交织编排，首先是流1 的第 1 列，流 2 的第 1 列，流 3 的第 1 列，随后是流 1 的第 2 列，流 2 的第 2 列，以此类推，最后形成270 列宽 9 行高的帧。 OC-3c流 中 的 用 户 实 际 数 据 传 输 速 率 比OC-3流的 速 率 略 高 （ 149.760Mbps和148.608Mbps ） ， 因为通路开销仅在SPE 中出现一次，而不是当使用3 条单独 OC-1 流时出现的 3 次。换句话说， OC-3c 中 270 列中的 260 列可用于用户数据，而在OC-

23、3 中仅能使用258列。更高层次的串联帧（如OC-12c ）也存在。 OC-12c帧有 12*90=1080 列和 9 行。其中段开销和线路开销占12*3=36 列，这样同步载荷信封就有1080-36=1044 列。 SPE 中仅 1 列用于通路开销， 结果就是1043 列用于用户数据。由于每列9 个字节，因此一个OC-12c 帧中用户数据比特数是75096104398=。每秒8000 帧，得到用户数据速率600768000800075096=bps，即 600.768Mbps 。名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - -

24、名师精心整理 - - - - - - - 第 6 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 7 所以，在一条OC-12c 连接中可提供的用户带宽是600.768Mbps。2-32：星型：最好为2，最差为2，平均为 2；环型：最好为1，最差为 n/2，平均为n/4 如果考虑n 为奇偶数，则 n 为奇数时，最坏为（n-1）/2，平均为（ n+1）/4 n 为偶数时，最坏为 n/2 ，平均为)1(42-nn全连接：最好为1，最差为 1，平均为1。2-33：对于电路交换，st =时电路建立起来；dxst/+=时报文的最后一位发送完毕；kdb

25、xst+=/时报文到达目的地。而对于分组交换，最后一位在bxt/=时发送完毕。为到达最终目的地， 最后一个分组必须被中间的路由器重发1-k次，每次重发花时间bp /，所以总的延迟为kdbpkbx+-+) 1(为了使分组交换比电路交换快，必须：kdbxskdbpkbx+2-34：所需要的分组总数是px /，因此总的数据加上头信息交通量为pxhp)(+位。源端发送这些位需要时间为pbxhp)(+中间的路由器重传最后一个分组所花的总时间为bhpk)(1(+-因此我们得到的总的延迟为bkhppbxhp1) 1)()(-+对该函数求p 的导数，得到bkbxphpp1)(2-+-令01)(2=-+-bkb

26、xphpp得到12-= kphx名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 7 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 8 因为0p，所以1-=khxp故1-=khxp时能使总的延迟最小。2-35：22+=+nNkkNnNnknNnNknknN对于图（ a） ，N=16，n=4， k=2 ，我们得到96 个交叉开关。对于图（ a） ，N=16，n=4， k=3，我们得到144 个交叉开关。单级纵横式交换机需要N(N-

27、1)/2 即 120 个交叉开关。在这里，单级纵横制好于图b，但当 N 变大时，多极交换机所需要的交叉开关数目小。2-36：两条。如果第1 条输入线路和第2 条输入线路已被占用，那么第3 条输入线路上的呼叫讲得不到一条线路到达中间的交换机，因而会被阻塞。2-37：它增加了阻塞的概率。在图a所示的设计方案中，在一个用户所连接的集中器上，当其他 3 条线路中有2 条被同时使用时，那么新呼叫会被同时占用时，新呼叫（即第3 个呼叫）就会被阻塞。在任何时候，7 条线路中有2 个以上呼叫的概率都要比3 条线路中有2 个以上呼叫的概率大。因此新方案发生阻塞的概率大。2-38：如果交换机有n 条线路，那么交换

28、每一帧都要写和读RAM 各一次，需花时间100ns，即 0.1 s。事实上，在时分交换机中，n 条输入线路被顺序扫描，以建立有n 个时隙的一个输入帧。每个时隙k bit，例如，对于T1 交换机，每个时隙8bit，每秒处理8000 帧。当有输入帧要处理时，每个时隙k bit都要被写到RAM 缓存中，这是按顺序写的，因此缓存中的第 i 项包含时隙i。当输入帧中的所有时隙都已经被存到缓存中后，交换机把这些项重新读出来以组建输出帧，但读的顺序与写的顺序不同。有一个计数器从0 到 n-1 计数。在第j 步上，映射表中j项的内容被读出来用以寻址RAM 表。例如，如果映射表中的第0 项包含数字4，则 RAM

29、缓存中的第4 项首先被读出来，因此输出帧中的第一时隙将是输入帧中的编号为4 的时隙。这样映射表中的内容决定输入到输出帧的交换。综上所述，必须在缓存RAM 中存储 n 个时隙，然后再把它们读出来。这一切要在一帧的 125 s 周期中完成，因此，1251. 0=n得到1250=n所以，时分交换机可以处理1250 条线路。2-39： 10*80=800bit 。因此，时隙交换机的缓存必须包含800bit。2-40：是的。因为整个帧必须被存储之后才可以发送，接收完最后一个时隙，才能够发送第一个时隙。因此，延迟等于1 个帧时，对于T1，这个延迟是125 s。2-41：这幅图像有8*10=80 平方英寸，

30、总共有(8*300)*(10*300)=7200 000个像素。每个像素用 4bit 表示，总的数据量为4*7200000=28.8Mbit ，即 28800kbit。在 ISDN B 信道上以64kb/s速率发送，所需花的时间是28800/64=450s 。当前的 FAX 机器每个像素仅使用1bit，节省了一个因子4，但当前的FAX 调制解调器运行速率是14.4kb/s，不是 64kb/s，因此发送一个整夜仍须450s。它看起来比较快的原因是因为大多数页的95%是空白，而所使用的行程编码把这些空白全部删除了。2-42：在 ISDN 的拓扑结构中，NT1 设备包括与在用户建筑物内ISDN 物理

31、的和电气的端接名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 8 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 9 相关的功能。 NT1 可以由 ISDN 提供者控制，形成到达网络的一个边界。这个边界把用户与订户回路的传输技术隔离开来，并为附接用户设备提供物理连接器接口。此外，NT1 执行诸如回路测试和性能监视等线路维护功能。NT1 支持多个通道（例如2B+D ） ；在物理层，使用同步时分复用技术，把这些通道的位流复用在一起。

32、NT1接口可以通过多投点配置支持多个设备，例如一个住户接口可能包括一部电话、一台个人计算机和一个报警系统，所有这些设备都通过一条多投点线路附接到单个NT1 接口。 NT2是一个只能设备，能够执行交换和集中功能；它可以包括OSI 模型直至第3 层的功能。 NT2 的例子包括数字PBX、终端控制器和局域网。 NT1和 NT2 设备可以被结合成单个设备，称作NT12 。该设备处理物理层、数据链路层和网络层功能。NT12 的优点是比较便宜，但是如果线路技术改变了，整个的设备必须更换。2-43：在第 3 级发生冲突也是可能的，但仅当两个信元都前往同一个输出线路时才会发生。如果它们前往不同的输出线路，不可

33、能有冲突发生。2-44：对 6 级，通过白切尔网络的8 元组为：（3，2，5，1， -，-，-，-） (2，1，3，5，-，-，-，-) （1，-，2，-，3，-，5，-） (1，3，-，-，2，5，-，-) （1，2，3，5， -，-，-，-）（1，2，3，5， -，-，-，-）对 4 级，通过白切尔网络的8 元组为：（1，-，2，-，3，-，5，-）（1，3，2，-，-，-，-，5）（1，-，3，2，-，5，-，-）（-，1，2，3，-，5，-，-）2-45：对应于6 级白切尔网络的8 元组为：（7，-，-，6，-，4，5，-）（7，6，-，-，-，-，4，5）（6，-，7，-，-，5，-

34、，4）（6，5，-，-，7，4，-，-）（5，4，6，7， -，-，-，-）（4，5，6，7， -，-，-，-）对应于 4 级白切尔网络的8 元组为：（4，-，5，-，6，-，7，-）（-，-，-，-，4，6，5，7）（-，-，-，-，4，5，6，7）（-，-，-，-，4，5，6，7）名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 9 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 10 第三章数据链路层3-1：由于每一帧有0.

35、8 的概率正确到达，整个信息正确到达的概率为107.08.010=p。为使信息完整的到达接收方，发送一次成功的概率是p，二次成功的概率是pp)1( -，三次成功的概率为pp2)1( -，i 次成功的概率为ppi 1)1(-，因此平均的发送次数等于：3 .9107.011)1(11=-=-ppipEii3-2：DLE，STX， A， DLE，DLE， B，DLE ， ETX 3-3：011110111110011111010 3-4：可能。假定原来的正文包含位序列01111110作为数据。位填充之后，这个序列将变成01111010。如果由于传输错误第二个0 丢失了，收到的位串又变成0111111

36、0，被接收方看成是帧尾。然后接收方在该串的前面寻找检验和，并对它进行验证。如果检验和是16 位，那么被错误的看成是检验和的16 位的内容碰巧经验证后仍然正确的概率是162/1。如果这种概率的条件成立了，就会导致不正确的帧被接收。显然，检验和段越长，传输错误不被发现的概率会越低，但该概率永远不等于零。3-5：如果传播延迟很长，例如在探测火星或金星的情况下，需要采用前向纠错的方法。还有在某些军事环境中，接收方不想暴露自己的地理位置，所以不宜发送反馈信号。如果错误率足够的低，纠错码的冗余位串不是很长，又能够纠正所有的错误，前向纠错协议也可能是比较合理和简单的。3-6：Hamming 距离为 2。3-

37、7：单个错误将引起水平和垂直奇偶检查都出错。两个错误，无论是否有同行或者同列，也容易被检测到。对于有三位错误的情况，也能检测出有错。而四位出错就有么能无法检测了。3-8：用 n 行 k 列的矩阵来描述错误图案，在该矩阵中，正确的位用0 表示，不正确的位用1 表示。由于总共有4 位传输错误，每个可能的错误矩阵中都恰有4 个 1。则错误矩阵的个数总共有4nkC个。而在错误矩阵中，当4个 1 正好构成一个矩形的4 个顶点的时候，这样的错误是检测不出来的。则检测不出来的错误矩阵的个数为22knCC?所以，错误不能检测的概率是：) 3)(2)(1()1)(1(6)4321()3)(2)(1(2) 1(2

38、) 1(422-=?-?-=?nknknkknnknknknkkknnCCCnkkn3-9：如所列的除式，所得的余数为12+ xx。名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 10 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 11 3-10： CRC 是在发送期间进行计算的。一旦把最后一位数据送上外出线路，就立即把CRC编码附加在输出流的后面发出。如果把CRC 放在帧的头部，那么就要在发送之前把整个帧先检查一遍来计算CR

39、C。这样每个字节都要处理两遍，第一遍是为了计算检验码，第二遍是为了发送。把CRC 放在尾部就可以把处理时间减半。3-11：当发送一帧的时间等于信道的传播延迟的2 倍时，信道的利用率为50%。或者说，当发送一帧的时间等于来回路程的传播延迟时，效率将是50%。而在帧长满足发送时间大于延迟的两倍时，效率将会高于50%。现在发送速率为4Mb/s，发送一位需要0.25 s。160000)1025.0()21020(63=- bit 只有在帧长不小于160kb 时，停等协议的效率才会至少达到50%。3-12：为了有效运行，序列空间（实际上就是发送窗口大小）必须足够的大，以允许发送方在 收 到 第 一 个

40、确 认 应 答 之 前 可 以 不 断 发 送 。 信 号 在 线 路 上 的 传 播 时 间 为1800030006= s，即 18ms。在 T1 速率，发送64 字节的数据帧需花的时间：33.0)10536.1 (8646 s。所以，发送的第一帧从开始发送起，18.33ms 后完全到达接收方。确认应答又花了很少的发送时间（忽略不计）和回程的18ms。这样，加在一起的时间是36.33ms。发送方应该有足够大的窗口，从而能够连续发送36.33ms。11033. 0/33.36=也就是说，为充满线路管道，需要至少110 帧，因此序列号为7 位。3-14：改变检查条件后，协议将变得不正确。假定使用

41、3 位序列号，考虑下列协议运行过程：A 站刚发出 7 号帧； B站接收到这个帧，并发出捎带应答ack。A 站收到 ack，并发送06 号帧。假定所有这些帧都在传输过程中丢失了。B 站超时，重发它的当前帧，此时捎带的确认号是7。考察 A 站在 r.rack=7 到达时的情况，关键变量是ack_expected=0，r.rack=7，next_frame_to_send_=7 。修改后的检查条件将被置成“真”，不会报告已发现的丢失帧错误，而误认为丢失了的帧已被确认。另一方面，如果采用原先的检查条件，就能够报告丢失帧的错误。所以结论是：为保证协议的正确性，已接收的确认应答号应该小于下一个要发送的序列

42、号。3-15：可能导致死锁。假定有一组帧正确到达，并被接收。然后，接收方会向前移动窗口。现在假定所有的确认帧都丢失了，发送方最终会产生超时事件，并且再次发送第一帧，接收方将发送一个NAK 。然后 NONAK 被置成伪。假定NAK 也丢失了。那么从这个时候开始，发送方会不断发送已经被接收方接受了的帧。接收方只是忽略这些帧，但由于NONAK为伪，所以不会再发送NAK ，从而产生死锁。如果设置辅助计数器（实现“else”子句），超时后重发NAK ，终究会使双方重新获得同步。3-16：删除这一段程序会影响协议的正确性，导致死锁。因为这一段程序负责处理接收到的名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 -

43、 - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 11 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 12 确认帧，没有这一段程序，发送方会一直保持超时条件，从而使得协议的运行不能向前进展。3-18：这里要求r.rack+1next_frame_to_send 。考虑下列操作细节：A 站发送 0 号帧给 B 站。 B站收到此帧，并发送ACK 帧，但ACK 丢失了。 A 站发生超时，重发0 号帧。但B 站现在期待接收1 号帧，应此发送NAK，否定收到的0 号帧。显然，现在

44、A 站最好不重发0 号帧。由于条件r.rack+1next_frame_to_send 不成立，所以用不着选择性重传0 号帧，可以继续向前推进传送1 号帧。这个例子就说明了这段程序中的另一个条件，即r.rack+1next_frame_to_send 也是重要的。3-19：不可以。最大接收窗口的大小就是1。现在假定该接收窗口值变为2。开始时发送方发送 0 至 6 号帧，所有7 个帧都被收到，并作了确认，但确认被丢失。现在接收方准备接收7 号和 0 号帧，当重发的0 号帧到达接收方时，它将会被缓存保留，接收方确认6 号帧。当7 号帧到来的时候，接收方将把7 号帧和缓存的0 号帧传递给主机，导致协

45、议错误。因此，能够安全使用的最大窗口值为1。3-20：发送 1 位用时间1 s，发送 1000bit 的最长帧花时间1ms。由于超时间隔是10ms，而1s 才能产生一个新的数据帧，所以超时是不可避免的。假定A 站向 B 站发送一个帧，正确到达接收方，但较长时间无反向交通。不久，A 站发生超时事件，导致重发已发过的一帧。B 站发现收到的帧的序列号错误，因为该序列号小于所期待接收的序列号。因此B 站将发送一个NAK ，该 NAK会携带一个确认号，导致不再重发该帧。结果是，每个帧都被发送两次。3-21：不能，协议的运行将会失败。当MaxSeq=4，序列号的模数 =4+1=5 ，窗口大小将等于：NrB

46、ufs1 时，信道总是过载的，因此在这里信道是过载的。4-6：每帧传送次数的数学期望为：名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 14 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4U 电脑书库 (http:/) mailto: 15 GkkGGkkeekekpE=-=-=111)1(E 个事件为E-1 个长度等于4 个时隙的间隔时间所分隔。因此一个帧从第一次发送开始时间到最后一次尝试成功的发送开始时间之间的长度即延迟是) 1(4-Ge，吞吐率GGeS-=。对于每一个

47、G 值，都可以计算出对应的延迟值) 1(4-=GeD，以及吞吐率值GGeS-=。按此方法即可画出时延对吞吐率的曲线。4-7：在解答这一问题之前，首先要了解什么是Mok 和 Ward 版本的二进制倒计数法。在二进制倒计数法中， 每个想要使用信道的站点首先将其地址以二进制位串的形式按照由高到低的顺序进行广播，并且假定所有地址的长度相同。为了避免冲突，必须进行仲裁：如果某站发现其地址中原本为0 的高位被置换为1，那么它便放弃发送。对于次高位进行同样的信道竞争操作，直到最后只有一个站赢得信道为止。一个站点在赢得信道竞争后便可发送一帧，然后另一个信道竞争周期又将开始。Mok 和 Ward 提出了二进制倒

48、计数法的一个变种。该方法采用了并行接口而不是串行接口：还使用虚拟站号，在每次传输之后对站重新编号，从0开始，已成功传送的站被排在最后。如果总共有N 个站，那么最大的虚拟站号是N-1。在本题中，当4 站发送时，它的号码变为0，而 0、1、2 和 3 号站的号码都增1，10 个站点的虚站号变为8， 3，0，5，2，7，4，6， 9，1 当 3 站发送时，它的号码变为0，而 0、1 和 2 站的号码都增1，10 个站点的虚站号变为： 8，0，1，5， 3，7，4，6，9，2 最后，当9 站发送时，它变成0，所有其他站都增1，结果是： 9，1，2，6，4，8，5，7，0，3。4-8：在自适应树遍历协议

49、中，可以把站点组织成二叉树（见图）的形式。在一次成功的传输之后，在第一个竞争时隙中，全部站都可以试图获得信道，如果仅其中之一需用信道，则发送冲突，则第二时隙内只有那些位于节点B 以下的站（ 0 到 7）可以参加竞争。如其中之一获得信道，本帧后的时隙留给站点C 以下的站；如果B 点下面有两个或更多的站希望发送，在第二时隙内会发生冲突，于是第三时隙内由D 节点以下各站来竞争信道。名师资料总结 - - -精品资料欢迎下载 - - - - - - - - - - - - - - - - - - 名师精心整理 - - - - - - - 第 15 页，共 30 页 - - - - - - - - - 4

50、U 电脑书库 (http:/) mailto: 16 第二时隙： 2、3、 5、7 第三时隙： 2、3 第四时隙：空闲第五时隙： 2、3 第六时隙： 2 第七时隙： 3 第八时隙： 5、7 第九时隙： 5 第十时隙： 7 第十一时隙： 11、13 第十二时隙： 11 第十三时隙： 13 4-9：n2个站点对应n+1 级，其中 0 级有 1 个节点， 1 级有 2 个节点，n 级有n2个节点。在i 级的每个节点下面所包括的站的个数等于总站数的i2/1。本题中所需要的时隙数取决于为了到达准备好发送的两个站的共同先辈点必须往回走多少级。让我们先计算这两个站具有共同的父节点的概率1p。在n2个站中，要