第五章 | 计算机网络原理 谢希仁（第八版）_ 习题答案（Part 2）

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计算机网络原理 谢希仁（第八版）

第五章 运输层 习题答案 (Part 2)

5-16 ~ 5-20

5-16 在停止等待协议中如果不使用编号是否可行？为什么？

答:
不可行，分组和确认分组都必须进行编号，才能明确哪个分则得到了确认。

5-17 在停止等待协议中，如果收到重复的报文段时不予理睬（即悄悄地丢弃它而其他什么也没做）是否可行？试举出具体的例子说明理由。

答:
可行，比如收到重复的报文段不确认相当于确认丢失。

5-18 假定在运输层使用停止等待协议。发送发在发送报文段M0后再设定的时间内未收到确认，于是重传M0，但M0又迟迟不能到达接收方。不久，发送方收到了迟到的对M0的确认，于是发送下一个报文段M1，不久就收到了对M1的确认。接着发送方发送新的报文段M0，但这个新的M0在传送过程中丢失了。正巧，一开始就滞留在网络中的M0现在到达接收方。接收方无法分辨M0是旧的。于是收下M0，并发送确认。显然，接收方后来收到的M0是重复的，协议失败了。试画出类似于图>5-9所示的双方交换报文段的过程。

答：

我们可以看出，旧的M0被当成是新的M0！可见运输层不能使用停止等待协议（编号只有 0 和1 两种）。

5-19 试证明：当用 n 比特进行分组的编号时，若接收到窗口等于 1（即只能按序接收分组），当仅在发送窗口不超过 2 n − 1 2^n-1 2n−1时，连接 ARQ 协议才能正确运行。窗口单位是分组。

答：

Ⅰ、设发送窗口记为 WT，接收窗口记为 WR。假定用 3 比特进行编号。设接收窗口正好在 7 号分组处（有阴影的分组）。
Ⅱ、发送窗口 WT的位置不可能比 ② 的位置更靠前。因为接收窗口的位置表明接收方正在等待接收 7 号分组，而这时的发送方不可能已经收到了对 7 号分组的确认。因此发送窗口必须包括 7 号分组，也就是不可能比 ② 的位置更靠前（前方就是图的右方）。
Ⅲ、发送窗口 WT的位置不可能比 ③ 的位置更靠后。因为接收窗口的位置表明接收方已经对 6 号分组（以及以前的分组）发送了确认。但如果发送窗口 WT的位置再靠后一个分组，即在 6 号分组的左边，那就表明还没有发送 6 号分组。但接收方的位置表明接收方已经发送了对 6 号分组的确认。这显然是不可能的。
Ⅳ、发送窗口 WT的位置可能在某个位置的中间，如 ①。
对于 ① 和 ② 的情况，在 WT的范围内必须无重复序号，即 WT ⩽ 2 n 2^n 2n。
对于 ③ 的情况，在 WT+ WR的范围内无重复序号，即 WT + WR ⩽ 2 n 2^n 2n。
现在 WR = 1,故发送窗口的最大值：WT ⩽ 2 n − 1 2^n − 1 2n−1。

5-20 在连续 ARQ 协议中，若发送窗口等于 7，则发送端在开始时可连续发送 7 个分组。因此，在每一分组发送后，都要置一个超时计时器。现在计算机里只有一个硬时钟。设这 7 个分组发出的时间分别为 t0,t1,…t6,且tout都一样大。试问如何实现这 7 个超时计时器（这叫软件时钟法）？

答：

• 方法1：

可采用链表记录，其信息域为分组的相对发送时间和分组编号来实现。当编号为 0 的分组定时时钟到期后，修改链表指针并重发此分组，同时将头指针指向编号为 1 的分组，以此类推。此类方法相当于数据结构算法里的链表建立的过程。我有一篇C++的链表文章，可以参考。

• 方法2：

可以定义一个含有7个数据的数组，数组中的数据表示时间，当该组数据发送出去时，在对应序号的数组中填入时间值，该时间值是该组发送出去的时间+超时时间得到，如何不停的对该数组的值进行扫描，当接收到接收端的确认分组时，即将对应数组序号的时间值设置为空，准备记录下一个数据发发送时间，当系统时间大于数组中某一个时间值时，说明该分组以及超时了，需要进行重传。

5-21 ~ 5-25

5-21 使用连续 ARQ 协议中，发送窗口大小是 3，而序列范围 [0, 15]，而传输媒体保证在接收方能够按序收到分组。在某时刻，接收方，下一个期望收到序号是 5。试问：
（1）在发送方的发送窗口中可能有出现的序号组合有哪几种？
（2）接收方已经发送出去的、但在网络中（即还未到达发送方）的确认分组可能有哪些？说明这些确认分组是用来确认哪些序号的分组。

答:
（1）在接收方，下一个期望收到的序号是 5。这表明序号到 4 为止的分组都已收到。若这些确认都已到达发送方，则发送窗口最靠前，其范围是 [5, 7]。
假定所有的分组都丢失了，发送方都没有收到这些确认。这时，发送窗口最靠后，应为 [2, 4]。因此，发送窗口可以是 [2, 4]，[3, 5]，[4, 6]，[5, 7] 中的任何一个。
（2）接收方期望收到的序号 5 的分组，说明序号为 2，3，4 的分组都已收到，并且发送了确认。对序号为 1 的分组的确认肯定被发送方收到了，否则发送方不可能发送 4 号分组。可见，对序号为 2，3，4 的分组的确认有可能仍滞留在网络中。这些确认是用来确认序号为 2，3，4 的分组的。

5-22 主机 A 向主机 B 发送一个很长的文件，其长度为 L 字节。假定 TCP 使用的 MSS 有 1460 字节。
（1）在 TCP 的序号不重复使用的条件下，L 的最大值是多少？
（2）假定使用上面计算出文件长度，而运输层、网络层和数据链路层所使用的首部开销共 66 字节，链路的数据率为 10 Mb/s，试求这个文件所需的最短发送时间

答：
（1）可能的序号共 2 32 2^{32} 232=4294967296 个。TCP 的序号是数据字段中每一个字节的编号，而不是每一个报文段的编号。因此，这一小题与报文段的长度无关，即用不到题目给出的 MSS 值。这个文件 L 的最大值就是可能的序号数，即 4294967296 字节。若1GB= 2 30 2^{30} 230B，则 L 的最大值为 4 GB。
（2）发送帧数等于数据字节/每帧的数据字节= 2 32 2^{32} 232/1460=2941758.422，需要发送 2941759 个帧。
帧首部的开销是 66×2941759 = 194156094 字节。
发送的总字节数 = 2 32 2^{32} 232 + 194156094 = 4489123390字节。
数据率 10 Mbilt/s = 1.25 MB/s = 1250000 字节/秒。
发送 4489123390 字节需时间为：4489123390/1250000 =3591.3 秒。
即 59.85 分，约 1 小时。

5-23 主机 A 向主机 B 连续发送了两个 TCP 报文段，其序号分别为 70 和 100。试问：
（1）第一个报文段携带了多少个字节的数据？
（2）主机 B 收到第一个报文段后发回的确认中的确认号应当是多少？
（3）如果主机 B 收到第二个报文段后发回的确认中的确认号是 180，试问 A 发送的第二个报文段中的数据有多少字节？
（4）如果 A 发送的第一个报文段丢失了，但第二个报文段到达了 B。B 在第二个报文段到达后向 A 发送确认。试问这个确认号应为多少？

答：
（1）第一个报文段的数据序号是 70 到 99，共 30 字节的数据。
（2）B 期望收到下一个报文段的第一个数据字节的序号为 100，因此确认号为 100。
（3）A 发送的第二个报文段中的数据中的字节数是 180 – 100 = 80 字节（实际上，就是序号 100 到序号 179 的字节，即 179 – 100 + 1 = 80 字节）
（4）B 在第二个报文段到达后向 A 发送确认，其确认号应为 70。（报文段丢失，就会重复发送确认上一个未收到的报文段第一个序号，即 70）

5-24 一个 TCP 连接下面使用 256 kb/s 的链路，其端到端时延为 128 ms。经测试，发现吞吐量只有 120 kb/s。试问发送窗口 W 是多少？（提示：可以有两种答案，取决于接收端发出确认的时机）。

答：
设发送窗口 = W（bit），再设发送端连续发送完窗口内的数据所需要的时间 = T。有两种情况：
（a）接收端在收完一批数据的最后才发出确认，因此发送端经过 (256 ms + T) 后才能发送下一个窗口的数据。
（b）接收端每收到一个很小的报文段就发回确认，因此发送端经过比 256 ms 略多一些的时间即可在发送数据。因此每经过 256 ms 就能发送一个窗口的数据。

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--------------------------------------------------(a)---------------------------------------------------------------------------------- (b)-----------------------------

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（a）：吞吐量=数据量/时间
数据量=W；时间=发送时延+往返时延=W/256kbit/s+256ms；
吞吐量=W/[(W/256kbit/s)+256ms]=120kbit/s;
求得W=57825.88bit，约等于7228字节。
（b）：吞吐量=数据量/时间
数据量=W；时间=发送时延+往返时延=256ms（这里b是发送一点就确认接收一点，所以发送时延可以忽略不计。）
吞吐量=W/256ms=120kbit/s；
求得W=30720bit=3840字节。

5-25 为什么在 TCP 首部中要把 TCP 端口号放入最开始的 4 个字节？

答：
在 ICMP 的差错报文中要包含 IP 首部后面的8个字节的内容，而这里面有 TCP 首部中的源端口和目的端口。当 TCP 收到 ICMP 差错报文时需要用这两个端口来确定是哪条连接出了差错。

5-26 ~ 5-30

5-26 为什么在 TCP 首部中有一个首部长度字段，而 UDP 的首部中就没有这个这个字段？

TCP 首部除固定长度部分外，还有选项，因此 TCP 首部长度是可变的。
UDP 首部长度是固定的。

5-27 一个 TCP 报文段的数据部分最多为多少个字节？为什么？如果用户要传送的数据的字节长度超过 TCP 报文字段中的序号字段可能编出的最大序号，问还能否用 TCP 来传送？

答：
（1） 一个 TCP 那段的数据部分最多为 65495 字节，此数据部分加上 TCP 首部的 20 字节，再加上 IP 首部的 20 字节，正好是 IP 数据报的最大长度 65535。（当然，若 IP 首部包含了选择，则 IP 首部长度超过20字节，这时 TCP 报文段的数据部分的长度将小于 65495 字节。）
（2）如果数据的字节长度超过 TCP 报文段中的序号字段可能编出的最大序号，仍可用 TCP 传送。编号用完后可重复使用。但应设法保证不出现编号的混乱。
IP 数据报的最大长度 = 2 1 6 2^16 216 − 1 = 65535 字节
TCP 报文段的数据部分 = IP 数据报的最大长度 – IP 数据报的首部 – TCP 报文段的首部 = 65535 – 20 – 20 = 65495 字节
一个 TCP 报文段的最大载荷是 65515 字节.
IP数据报的最大长度为 2 1 6 2^16 216 − 1= 65535 字节，减去 IP 数据报首部 20 字节和 TCP 首部 20 字节后的 TCP 报文段的数据部分为 65495 字节。

5-28 主机 A 向主机 B 发送 TCP 报文段，首部中的源端口是 m 而目的端口是n。当 B 向 A 发送回信时，其 TCP 报文段的首部中源端口和目的端口分别是什么？

答：
当 B 向 A 发送回信时，其 TCP 报文段的首部中得到源端口就是 A 发送的 TCP 报文段首部的目的端口 n，而 B 发送的 TCP 报文段首部中的目的端口就是 A 发送的 TCP 报文段首都的源端口 m。

5-29 在使用 TCP 传送数据时，如果有一个确认报文段丢失了，也不一定会引起与该确认报文段对应的数据的重传。试说明理由。

答：
还未重传就收到了对更高序号的确认。因为 TCP 接收方只会对按序到达的最后一个分组发送确认。当对更高的序号确认了，意味着已经到达了，即不用重传了。

5-30 设 TCP 使用的最大窗口为 65535 字节，而传输信道不产生差错，带宽也不受限制。若报文段的平均往返时延为 20 ms，问所能得到的最大吞吐量是多少?

解：
最大吞吐量那就是单位时间内的最大发送数据量。
即每20ms可以发送65535×8=524280bit。
吞吐量=524280bit/20ms=26.2Mb/s。