計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò) 第三章 運(yùn)輸層(練習(xí)題).docx

第3章運(yùn)輸層練習(xí)題一、選擇題 1.當(dāng)一個 TCP報文段到達(dá)目的主機(jī)時，通過什么來定向套接字？ A.封裝報文段的數(shù)據(jù)報中的源 IP地址 B.目的端口號 C.源端口號 D.以上所有答案：D 提示：TCP套接字是通過一個四元組：（IP地址，源端口號，目的 IP地址，目的端口號）來標(biāo)識的。當(dāng)一個 TCP報文段從網(wǎng)絡(luò)到達(dá)一臺主機(jī)時，主機(jī)使用全部四個值來將報文段定向（多路分解）到相應(yīng)的套接字。 2. UDP具有以下哪些特征？ A.在服務(wù)器上維護(hù)連接狀態(tài)信息 B.通過三次握手建立連接 C.調(diào)節(jié)發(fā)送速率 D.以上都不是答案：D 3.當(dāng)一個 UDP報文段到達(dá)某個主機(jī)時，為了將報文段提交給合適的套接字，操作系統(tǒng)使用： A.源 IP地址 B.源端口號 C.目的端口號 D.以上全部答案：C 提示：UDP套接字是由一個包含目的 IP地址和目的端口號組成的二元組來全面標(biāo)識的。在多路分解時，目標(biāo)主機(jī)通過檢查報文段中的目的端口號，將報文段定向到相應(yīng)套接字。 4.在什么樣的情況下，停止等待協(xié)議的效率會變得很低：疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層A. 當(dāng)源主機(jī)和目的主機(jī)之間的距離很近而且傳輸速率很高時 B. 當(dāng)源主機(jī)和目的主機(jī)之間的距離很遠(yuǎn)而且傳輸速率很高時 C. 當(dāng)源主機(jī)和目的主機(jī)之間的距離很近而且傳輸速率很低時 D. 當(dāng)源主機(jī)和目的主機(jī)之間的距離很遠(yuǎn)而且傳輸速率很低時答案：B 提示：使用停止等待協(xié)議，發(fā)送方在確認(rèn)接收方已經(jīng)正確地接收了當(dāng)前傳送的分組之前不會發(fā)送新的數(shù)據(jù)。所以在傳輸效率很高的前提下，主機(jī)之間距離越遠(yuǎn)，不必要的等待時間就越長。 5. 流水線操作具有以下哪些特點(diǎn)： A. 發(fā)送方必須能緩存它已發(fā)送了但還沒有收到確認(rèn)的分組 B. 每一個正在傳輸?shù)姆纸M具有獨(dú)一無二的順序號 C. 發(fā)送方在收到確認(rèn)信號之前可傳輸多個分組 D. 以上都是答案：D 6. TCP什么時候?qū)笪亩尾捎每焖僦貍鳎?A. 報文段的定時器過期 B. 估計(jì)往返時延過長 C. 收到之前發(fā)出的一個報文段的三個重復(fù) ACK D. 以上都不是答案：C 提示：當(dāng)接收方檢測到數(shù)據(jù)流中出現(xiàn)了缺失，它會簡單的對收到的最后一個有序字節(jié)給出重復(fù)確認(rèn)，即產(chǎn)生一個該數(shù)據(jù)的重復(fù)的 ACK。如果 TCP發(fā)送方收到了同一數(shù)據(jù)的三個重復(fù)確認(rèn)，就表示該被確認(rèn)了三次的數(shù)據(jù)段后面的數(shù)據(jù)已經(jīng)丟失了。此時 TCP執(zhí)行快速重傳 RFC2581。 7. 在 TCP連接中，假設(shè)一旦窗口大小到達(dá) W時就會出現(xiàn)分組丟失，并假設(shè) RTT是不變的。那么近似平均傳輸速度是： A. W*MSS/RTT B. MSS/RTT C. 0.75 W*MSS/RTT D. W*MSS/2 RTT 疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)： 第 3章運(yùn)輸層答案：C 8. （不要求掌握）考慮靜態(tài)擁塞窗口延時模型。如果服務(wù)器在完成第一個窗口中分組傳送前接收到了第一個窗口中的第一個分組的確認(rèn)信號，那么一個大小為 O的對象的延時為： A. Latency = 2 RTT + O/R + (K-1) S/R + RTT - WS/R B. Latency = 2 RTT + O/R - S/R - RTT +WS/R C. Latency = 2 RTT + O/R D. Latency = 2 RTT 答案：C 9. （不要求掌握）考慮動態(tài)擁塞窗口延時模型。下面那些組成部分會導(dǎo)致延時： A. 對象傳輸時間 O/R B. 往返時間 RTT C. 所有停滯時間之和 D. 以上所有的答案：D 10. （不要求掌握）考慮動態(tài)擁塞窗口延時模型。P的值等于： A. RTT/O B. 服務(wù)器處于停滯的次數(shù) C. 涵蓋該對象的窗口的數(shù)量 D. 以上都不是答案：B 二、判斷題 1. 考慮一個使用持久連接的 HTTP服務(wù)器。假設(shè)服務(wù)器為每個用戶產(chǎn)生一個獨(dú)立的進(jìn)程。那么每一個進(jìn)程將有不同的服務(wù)器端口號。答案：錯疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層提示：HTTP的默認(rèn)端口是 80。一個 Web服務(wù)器可以為它所處理的每個請求產(chǎn)生一個新的 HTTP進(jìn)程，每個進(jìn)程都使用 80端口。 2. 主機(jī) A經(jīng)過 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個大文件。假定主機(jī) B沒有數(shù)據(jù)發(fā)往主機(jī) A。那么由于主機(jī) B不能隨數(shù)據(jù)捎帶確認(rèn)信息，所以主機(jī) B將不向主機(jī) A發(fā)送確認(rèn)。答案：錯提示：確認(rèn)并不是捎帶在數(shù)據(jù)上的。 3. 在整個連接過程持續(xù)期間，RcvWindow的大小是不會改變。答案：錯提示：在全雙工連接中，連接雙方的發(fā)送方各自保留一個接收窗口以提供流量控制。接收窗口是動態(tài)的，在連接的整個生命周期中是不斷變化的。 4. 假定主機(jī) A通過 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個大文件。如果對于當(dāng)前連接的一個報文段的順序號為 m，則對于后續(xù)報文段的順序號將必然是 m+1。答案：錯提示：順序號的設(shè)定是以傳送的字節(jié)流為單位，而不是以報文段為單位。一個報文段的順序號是該報文段中數(shù)據(jù)段的第一個字節(jié)在字節(jié)流中的編號。 5. TCP報文段在它的首部中有一個 RcvWindow字段。答案：對 6. 假定在一個 TCP連接中最后的 SampleRTT等于 1s，那么對于這一連接的 TimeoutInterval的當(dāng)前值必定1s。答案：錯提示：超時時間是 EstimatedRTT和 SampleRTT的函數(shù)，不能由一個 SampleRTT值決定。 7. 假定主機(jī) A通過 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個順序號為 38的 4字節(jié)報文段。該報文段的確認(rèn)號必定是 42。疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層答案：錯提示：某些情況下（比如該報文段發(fā)送超時）接收方會發(fā)送一個重復(fù)的 ACK，即確認(rèn)號仍然是 38。 8. 假設(shè)主機(jī) A希望通過 TCP向主機(jī) B發(fā)送數(shù)據(jù)，同時主機(jī) B也希望通過 TCP向主機(jī) A發(fā)送數(shù)據(jù)。那么就需要建立兩個 TCP連接。答案：錯提示：TCP連接提供了全雙工數(shù)據(jù)傳輸。 9. MSS是指包括頭部的 TCP報文段的最大值。答案：錯提示：NSS（最大數(shù)據(jù)段尺寸）對每次從緩沖區(qū)中攫取并放入數(shù)據(jù)段中的最大數(shù)據(jù)量進(jìn)行了限制。它是數(shù)據(jù)段中應(yīng)用程序級數(shù)據(jù)的最大量，而不是包括 TCP頭部的報文段最大尺寸。 10. 在 TCP中，主機(jī)放入報文段中的確認(rèn)信號是主機(jī)期望從發(fā)送者收到的下一個字節(jié)的順序號。答案：對三、復(fù)習(xí)題 3.13.3 節(jié) 1考慮在主機(jī) A和主機(jī) B之間有一條 TCP連接。假定從主機(jī) A傳送到主機(jī) B的 TCP報文段使用的源端口號是 x，而目的端口號是 y。那么對于從主機(jī) B傳送到主機(jī) A的 TCP報文段而言，源端口號和目的端口號分別是多少。答案：源端口號 y，目的端口號 x。 2請闡述應(yīng)用程序開發(fā)者為什么更傾向于選擇在 UDP上運(yùn)行應(yīng)用程序而不是在 TCP上運(yùn)行的原因。答案：應(yīng)用程序的開發(fā)者也許不希望應(yīng)用程序使用 TCP擁塞控制機(jī)制。使用擁塞控制時會扼殺疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層應(yīng)用程序的發(fā)送速率。一般來說，IP電話和 IP視頻會議應(yīng)用程序的設(shè)計(jì)者會選擇 UDP作為低層協(xié)議，是因?yàn)橄Ｍ荛_ TCP的擁塞控制。而且，其中一些應(yīng)用程序本來就不需要 TCP提供的可靠數(shù)據(jù)傳輸。 3 當(dāng)應(yīng)用程序運(yùn)行在 UDP上時，某應(yīng)用程序是否能夠得到可靠的數(shù)據(jù)傳輸？如果能，如何實(shí)現(xiàn)？答案：可以。應(yīng)用程序的開發(fā)者可以在應(yīng)用層協(xié)議上提供可靠的數(shù)據(jù)傳輸，但這需要大量的工作和調(diào)試。 3.5 節(jié) 4是非判斷題 a) 主機(jī) A經(jīng)過 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個大文件。假設(shè)主機(jī) B沒有數(shù)據(jù)發(fā)往主機(jī) A。因?yàn)橹鳈C(jī) B不能隨數(shù)據(jù)捎帶確認(rèn)信息，所以主機(jī) B將不向主機(jī) A發(fā)送確認(rèn)。 b) 在該連接的整個過程中，TCP的 RcvWindow的大小不會變化。 c) 假定主機(jī) A通過一個 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個大文件。主機(jī) A發(fā)送的未被確認(rèn)的字節(jié)數(shù)不會超過接受緩存的大小。 d) 假定主機(jī) A通過 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個大文件。如果對于當(dāng)前連接的一個報文段順序號為 m，則對于后續(xù)報文段的順序號將必然是 m+1。 e) TCP報文段在它的首部中有一個 RcvWindow字段。 f) 假定在一個 TCP連接中最后的 SampleRTT等于 1s，那么對于這一連接的 TimeoutInterval的當(dāng)前值必定1s。 g) 假定主機(jī) A通過 TCP連接向主機(jī) B發(fā)送一個順序號為 38的 4字節(jié)報文段。這一報文段的確認(rèn)號必定是 42。答案：a)錯 b)錯 c)對 d)錯 e)對 f) 錯 g)錯 5假定主機(jī) A通過 TCP連接向主機(jī) B連續(xù)發(fā)送兩個 TCP報文段。第一個報文段的順序號為 90，第二個報文段順序號是 110。 a) 第一報文段中有多少數(shù)據(jù)？ b) 假定第一個報文段丟失而第二個報文段到達(dá)主機(jī) B。那么在主機(jī) B發(fā)往主機(jī) A的確認(rèn)報文中，確認(rèn)號應(yīng)該是多少？答案：a) 20 bytes b) 確認(rèn)號 = 90 疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層6考慮在 3.5節(jié)討論中的 Telnet的例子。在用戶鍵入字符 C數(shù)秒之后，用戶又鍵入字符R。那么在用戶鍵入字符R之后，總共發(fā)送了多少個報文段，這些報文段的順序號和確認(rèn)號字段應(yīng)該是填入什么？答案：3 個報文段。第一個報文段:：順序號 = 43, 確認(rèn)號 =80 第二個報文段：順序號 = 80,確認(rèn)號 = 44 第三個報文段; 順序號 = 44,確認(rèn)號= 81 3.7 節(jié) 7假定兩個 TCP連接存在于一個帶寬為 R b/s的瓶頸鏈路上。它們都要發(fā)送一個很大的文件 (在瓶頸鏈路以相同的方向上傳輸)，并且兩者是同時開始傳輸文件。那么 TCP將為每個連接分配多大的傳輸速率? 答案：R/2 8是非判斷題?？紤] TCP的擁塞控制，發(fā)送方在定時器超時時，其閾值將被設(shè)置為原來值的一半。答案：錯誤。其閥值被設(shè)置為當(dāng)前擁塞窗口值的一半。四、求解題 1 假設(shè)客戶機(jī)A面向服務(wù)器S發(fā)起一個Telnet會話。與此同時，客戶機(jī)也向服務(wù)器S發(fā)起一個Telnet會話。請給出下面報文段的源端口號和目的端口號。 a)從A發(fā)往S的報文段。 b)從B發(fā)往S的報文段。 c)從S發(fā)往A的報文段。 d)從S發(fā)往B的報文段。 e)如果 A和 B是不同的主機(jī)，那么從 A發(fā)往 S報文段的源端口號是否可能與從 B發(fā)往 S的報文段的源端口號相同？ f)如果他們是同一臺主機(jī)情況會怎么樣？ 答案：源端口號 目的端口號 疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)： 第 3章運(yùn)輸層a) A S 467 23 b) B S 513 23 c) S A 23 467 d) S B 23 513 e) 可能相同f) 不可能相同 2 參見圖3-5。從服務(wù)器發(fā)回客戶機(jī)進(jìn)程的報文段中的源端口號和目的端口號是多少？傳送運(yùn)輸層報文段的網(wǎng)絡(luò)層數(shù)據(jù)報中的 IP地址是多少？ 答案：假設(shè)主機(jī)A，B，C的 IP地址分別為a，b，c。（注意a，b，c各自獨(dú)立） 對主機(jī)A：源端口80，源IP為b，目的端口為26145，目的 IP為 a對主機(jī) C左邊的進(jìn)程：源端口80，源 IP為b，目的端口為7532，目的 IP為 c對主機(jī) C右邊的進(jìn)程：源端口80，源 IP為b，目的端口26145，目的IP為 c 3 UDP和 TCP使用 1的補(bǔ)碼來計(jì)算校驗(yàn)和.假設(shè)你有下面 3個 8比特字節(jié)： 01010101，01110000， 01001100，請問這些 8比特字節(jié)和的 1的補(bǔ)碼是多少？（注意到盡管 UDP和 TCP使用 16比特的字來計(jì)算校驗(yàn)和，但對于這個問題，你應(yīng)該考慮 8比特被加數(shù)。）寫出所有工作過程。UDP為什么要用該和的 1的補(bǔ)碼，即為什么不直接使用該和呢？使用該 1的補(bǔ)碼方案，接收方如何檢測出差錯？1比特的差錯將可能未被檢測出來嗎？ 2比特的差錯呢？答案： 01010101 +01110000 110 0 0101 1 1 0 0 0 1 0 1 + 0 1 0 0 1 1 0 0_ 0 0 0 1 0 0 1 0結(jié)果求補(bǔ)為 11101101 進(jìn)行差錯校驗(yàn)時，接收方將四個字一起相加（三個原有的字和一個校驗(yàn)和）。如果校驗(yàn)和包含一個0，接收方將得知分組出現(xiàn)了差錯。所有的一位錯誤都將被檢驗(yàn)出來，但不能檢查出兩位出錯的情況（比如，如果第一個字的最后一個位轉(zhuǎn)換成0，第二個字的最后一位被轉(zhuǎn)疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)： 第 3章運(yùn)輸層換成1）。 4 考慮我們改正 rdt2.1協(xié)議的動機(jī)?？紤]下圖所示的接收方與如果 3-11所示的發(fā)送方的運(yùn)行時，該接收方可能會引起發(fā)送方和接收方進(jìn)入死鎖狀態(tài)，即雙方都在等待不可能發(fā)生的事件。請說明這種情況。 答案：假定發(fā)送方處于“等待來自上層的調(diào)用1”狀態(tài)，接收方處于“等待來自下層的1”狀態(tài)。發(fā)送方發(fā)送一個序號為 1的數(shù)據(jù)報文后，狀態(tài)轉(zhuǎn)換為“等待 ACK/NAK 1”，即等待一個 ACK或者NAK報文。假如現(xiàn)在接收方正確的接收到序號為 1的數(shù)據(jù)報文，它發(fā)送一個ACK，狀態(tài)轉(zhuǎn)為“等待來自下層的 0”，即等待序號為 0的數(shù)據(jù)報文。但現(xiàn)在該 ACK報文受損。當(dāng)發(fā)送者接收到受損的 ACK，它重新發(fā)送序號為1的數(shù)據(jù)包。而這時的接收者因?yàn)橐恢痹诘却蛱枮?0的數(shù)據(jù)報文，將始終以 NAK報文來響應(yīng)接收到的序號為非 0的數(shù)據(jù)報文。在這種情況下，發(fā)送方始終發(fā)送序號為 1的數(shù)據(jù)報文，而接收方始終以 NAK作為回應(yīng)。雙方將進(jìn)入死鎖狀態(tài)。 5 在rdt3.0協(xié)議中，從接收方向發(fā)送方發(fā)送的 ACK分組沒有序號（盡管他們具有 ACK字段，該域包括了他們正在確認(rèn)的分組的序號）。為什么這些 ACK分組不需要序號呢？ 答案：解決這個問題，最好首先要考慮我們?yōu)槭裁葱枰蛱?。發(fā)送方使用序號，從而使接收方確認(rèn)是否接收到冗余的分組。對于 ACK分組，發(fā)送者并不需要這樣的信息（ACK分組上的序號）來疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層確定是否是冗余的ACK。在 rdt3.0協(xié)議中，一個冗余的 ACK是顯而易見的，因?yàn)榻邮盏揭粋€原先的 ACK分組它就將轉(zhuǎn)換到下一個狀態(tài)。冗余的 ACK并非發(fā)送者所需從而將發(fā)送者被忽略。 6 畫出 rtd3.0協(xié)議中接收方的有限狀態(tài)機(jī)（FSM）的圖。 答案：rdt3.0協(xié)議和rdt2.2協(xié)議的發(fā)送方的不同在于前者有超時控制機(jī)制。超時控制的引入增加了發(fā)送方到接收方數(shù)據(jù)流中存在冗余分組的可能性。Rdt2.2協(xié)議中的接收方已經(jīng)能夠處理冗余分組。（在 rdt2.2中，如果接收方發(fā)送的 ACK丟失，發(fā)送方將重新發(fā)送原數(shù)據(jù)）從而，rdt3.0中的接收方也像 rdt2.2中的接收方那樣工作。 7 畫出在數(shù)據(jù)分組和確認(rèn)分組發(fā)生混淆情況下，rdt3.0協(xié)議的操作的軌跡。你畫的軌跡應(yīng)當(dāng)類似于圖 3-16中使用的那個圖。 答案：假定協(xié)議已經(jīng)執(zhí)行一段時間。發(fā)送者處于“等待來自上層的調(diào)用”狀態(tài)，接收者處于“等待來自下層的 0”。數(shù)據(jù)分組和 ACK分組發(fā)生損壞的場景如圖所示。 疑難：重點(diǎn)：一般：了解：自學(xué)：第 3章運(yùn)輸層Sender sends M0 Sender ignores A1 Timeout: sender resends M0 sender sends M0 sender sends M1 Ignore ACK Timeout: sender resends M1 M0 corrupted A1 M0 A0 M1 A1 M0 A0 M1 A1 corrupted M1 A1 M0 Packet garbled, receiver resends last ACK (A1) Corrupted data Corrupted ACK 圖 1: rdt 3.0 scenarios: corrupted data, corrupted ACK 8 考慮一個能夠丟失分組，但是其最大時延已知的信道。修改 rdt2.1協(xié)議，以包括發(fā)送方超時和重傳機(jī)制。簡要論證為什么你的協(xié)議能夠通過該信道正確通信？ 答案：我們增加一個計(jì)時器，它的值大于已知的往返時延。我們還將一個超時事件增加到“等待ACK/NAK 0”和“等待 ACK/NAK 1”狀態(tài)的變化事件中。如果超時事件發(fā)生，將重新傳輸最近發(fā)送的數(shù)據(jù)包。讓我們來看一下為什么這個協(xié)議能夠使該信道正確通信 . 假定超時是由于在發(fā)送者到接受者的數(shù)據(jù)通道上發(fā)生數(shù)據(jù)包的丟失而產(chǎn)生。在這種情況下，接收者永遠(yuǎn)不會接收到原先的數(shù)據(jù)。以接收者的角度來看，當(dāng)超時重傳發(fā)生時，接收者并不知道這是重傳的分組，而把它當(dāng)作原先的數(shù)據(jù)一樣看待。 . 假定 A