計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò),自頂向下方法與Internet特色課后習(xí)題答案第三章中文版要點(diǎn)

1、WRI研究生0601TCP的擁塞控制，因?yàn)檫@IP電話和IP視頻會(huì)議UDP上，因?yàn)樗麄兿胍?復(fù)習(xí)題1. P127源端口號(hào)為y，目的端口號(hào)為x。2. P 131應(yīng)用程序開發(fā)者可能不想其應(yīng)用程序使用 會(huì)在出現(xiàn)擁塞時(shí)降低應(yīng)用程序的傳輸速率。通常， 應(yīng)用程序的設(shè)計(jì)者選擇讓他們的應(yīng)用程序運(yùn)行在避免TCP的擁塞控制。還有，一些應(yīng)用不需要TCP提供的可靠數(shù)據(jù)傳輸。3. P131是的，應(yīng)用程序開發(fā)者可以將可靠數(shù)據(jù)傳輸放到應(yīng)用層協(xié)議中完成 但是這需要相當(dāng)大的工作量和進(jìn)行調(diào)試。4. a) false b) false c) true d) false e) true f) false g) false5. a) 2

2、0 bytes (110-90=20bytes) b) ack number = 90P155 第一個(gè)包丟失，發(fā)送第一個(gè)包之前的一個(gè)包的ACK6. P155 3個(gè)報(bào)文段，第一個(gè)報(bào)文段，客戶機(jī)到服務(wù)器，seq= 43, ack= 80;第二個(gè)報(bào)文段，服務(wù)器到客戶機(jī)，seq= 80, ack= 44;第三個(gè)報(bào)文段，客戶機(jī)到服務(wù)器，seq= 44, ack= 81。7. R/2P180 R/28. P176錯(cuò)誤，其閾值將被設(shè)置為擁塞窗口目前值的一半(乘性減)習(xí)題1. A S源端口號(hào)：467目的端口號(hào)：23b) B S源端口號(hào)：513目的端口號(hào)：23c) S A源端口號(hào)：23目的端口號(hào)：467d) S

3、 B源端口號(hào)：23目的端口號(hào)：513e) Yes.f) No.2. P128假設(shè)主機(jī)A,B,C的IP地址為a,b,c. （a,b,c各不相同）到主機(jī)A:源端口= 80,源IP地址=b,目的端口= 26145,目的IP地址=a;到主機(jī)C:左邊進(jìn)程：源端口=80,源IP地址=b,目的端口= 7532,目的IP地址=c；到主機(jī)C:右邊進(jìn)程：源端口=80，源IP地址=b,目的端口= 26145, 目的IP地址=c；3. P132 UDP檢查和01010101+011100001100010111000101+01001100000100011 的補(bǔ)碼=11101110為了檢測(cè)錯(cuò)誤，接收方將四個(gè)字相加（

4、三個(gè)原始字和一個(gè)檢測(cè)字）。如果結(jié)果包含0,那么接收方就知道分組中存在錯(cuò)誤。所有的1bit錯(cuò)誤都將被檢測(cè)出來，但是年個(gè)個(gè)比特的錯(cuò)誤有可能被忽略（例如，如果第一個(gè)字的最后一個(gè)數(shù)變?yōu)?,并且第二個(gè)字的最后最后一個(gè)數(shù)變?yōu)?）。4. P138假設(shè)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”。發(fā)送方發(fā)送一個(gè)帶有序列號(hào)1的分組，然后轉(zhuǎn)到“等待ACK或NAK1 ”的狀態(tài)等待 ACK或NAK。假設(shè)現(xiàn)在接收方正確接收 到帶有序列號(hào)1的分組，發(fā)送一個(gè) ACK，然后轉(zhuǎn)入“等待來自下層的0“狀態(tài)，等待帶有序列號(hào)0的分組。然而，ACK出錯(cuò)了。當(dāng)rdt2.1發(fā)送方接收到出錯(cuò)的ACK，它就重發(fā)帶有序

5、列號(hào)1的分組。然而，接收方在等待帶有序列號(hào)0的分組并在它沒有收到帶有序列號(hào)0的分組時(shí)一直發(fā)送NAK。因此發(fā)送方會(huì)一直發(fā)送帶有序列號(hào)1的分組，這時(shí)接收方會(huì)一直發(fā)送這個(gè)分組的NAK信息。兩邊都不會(huì)從這個(gè)狀態(tài)中跳出，進(jìn)入了死循 環(huán)。5. P140為了回答這個(gè)問題，首先考慮為什么我們需要序列號(hào)。我們看到發(fā) 送方需要序列號(hào)以便于接收方能夠區(qū)分出一個(gè)分組是不是已經(jīng)接收到的分組的重復(fù)。考慮 ACK信息，發(fā)送方不需要這個(gè)信息（也就是一個(gè)ACK的序列號(hào)）來告訴發(fā)送方檢測(cè)到一個(gè)重復(fù)的ACK.因?yàn)楫?dāng)他接收到原始ACK信息后它就轉(zhuǎn)入下一個(gè)狀態(tài)，所以一個(gè)重復(fù)的 ACK信息對(duì)rdt3.0的發(fā)送方是很明顯的。重復(fù)的ACK信

6、息不是發(fā)送方需要的ACK信息，因此被red3.0發(fā)送方忽略了。6. P139 rdt3.0協(xié)議的發(fā)送方與rdt2.2協(xié)議的發(fā)送方的不同之處在于引入了超 時(shí)機(jī)制我們已經(jīng)看到超時(shí)機(jī)制地引入增加了從發(fā)送方到接收方數(shù)據(jù)流中出現(xiàn)重復(fù)分組地可能性.然而,rdt2.2協(xié)議地接收方已經(jīng)能夠處理重復(fù)分 組.（在rdt2.2中當(dāng)接收方發(fā)送地 ACK丟失時(shí)，發(fā)送方就會(huì)重傳舊的數(shù)據(jù)這 時(shí)接收方就會(huì)接收到重復(fù)的分組.）因此rdt3.0中的接收方同rdt2.2中的接收方相同.7. Suppose the protocol has been in operation for some time. The sender is

7、 instate“ Waritcall from above” （top left hand corner） and the receiver is instate“ Wait for 0 frdDmlow ” . The scenarios for corrupted data and corruptedACK are shown in Figure 1.S tender scnda MOSuierA1gendBl re ACKTimecut: senderre&exids K1Figure 1: rdt 3.0 scenarios: corrupted data, corrupted AC

8、KACKPaclLeifeCfttveilesraids Last ACK fAl)Cnmrtcddata8. P138這里,我們加入一個(gè)定時(shí)器，它的值比我們已知的往返傳播時(shí)延大我們?cè)凇钡却鼳CK或NAK0 ”和”等待ACK或NAK1 ”狀態(tài)各加入一個(gè)超時(shí)事 件.如果超時(shí)事件出現(xiàn)，那么最后傳輸?shù)姆纸M將被重傳讓我們看看為什么這個(gè)協(xié)議仍然能和rdt2.1的接收方協(xié)同工作假設(shè)超時(shí)是由數(shù)據(jù)分組的丟失引起的，比如，一個(gè)從發(fā)送方到接收方的信道上的分組丟失在這種情況下，接收方從沒有接收過之前傳送的分組，從接收方的角度看，如果超時(shí)重傳的分組被接收到，它看起來就和最初傳輸?shù)姆纸M被接收是一樣的.現(xiàn)在假設(shè)一個(gè)ACK

9、丟失.接收方最終將由于超時(shí)重傳分組.但是這個(gè)重傳動(dòng)作是和當(dāng)一個(gè)錯(cuò)誤 ACK出現(xiàn)時(shí)的重傳動(dòng)作是完全相同的.因此當(dāng)出現(xiàn)ACK丟失或出現(xiàn)錯(cuò)誤 ACK時(shí),發(fā)送方的重傳動(dòng)作是一樣的.rdt2.1的接收方已經(jīng)能 夠處理出現(xiàn)錯(cuò)誤 ACK的狀況.9. 協(xié)議仍將工作，因?yàn)槿绻邮盏降膸в绣e(cuò)誤的分組實(shí)際上被丟掉的話，重傳就會(huì)發(fā)生（從接收方的觀點(diǎn)看，這兩種情況哪一個(gè)會(huì)發(fā)生，或者同時(shí)發(fā)生是 不可知的）.要對(duì)這個(gè)問題進(jìn)行更進(jìn)一步的討論，就必須考慮到定時(shí)器超時(shí)過早發(fā)生的情況.在這種情況下，如果每個(gè)超大分組被確認(rèn)，并且每個(gè)接收 的超大分組確認(rèn)信息導(dǎo)致另一個(gè)超大分組被發(fā)送，當(dāng)n趨近于無窮時(shí)，分組n被發(fā)送的次數(shù)將無限增加.10

10、.oldversdion of M0 accepted!11.在僅使用NAK的協(xié)議中，只有當(dāng)接收到分組 x+1時(shí)才能檢測(cè)到分組 x的 丟失.也就是說接收方接收到 x-1然后接收到x+1,只有當(dāng)接收方接收到 x+1 時(shí)才發(fā)現(xiàn)x的丟失.如果在傳輸x和傳輸x+1之間有很長(zhǎng)時(shí)間的延時(shí)，那么 在只有NAK的協(xié)議中,x的修復(fù)要花費(fèi)很長(zhǎng)的時(shí)間另一方面，如果要發(fā)送 大量的數(shù)據(jù)，那么在只有NAK的協(xié)議中修復(fù)的速度將很快并且，如果錯(cuò)誤 很少，那么NAK只是偶爾發(fā)送，并且從不發(fā)送 ACK.與只有ACK的情況相 比，只有NAK的情況將明顯減少反饋時(shí)間.12.lt takes 8 microseconds (or 0.

11、008 milliseconds) to send a packet. in order for the senderto be busy 90 percent of the time, we must have util = 0.9 = (0.008 n) / 30.016 or n approximately 3377 packets.13.在GBN可靠數(shù)據(jù)傳輸協(xié)議中，發(fā)送方持續(xù)發(fā)送分組直到它接收到一個(gè)NAK.如果到n-1之前的分組已經(jīng)被正確的接收，這個(gè)NAK只是為分組n 產(chǎn)生.也就是說,n總是未被接收的分組的最小序號(hào) .當(dāng)發(fā)送方接收到分組 n 的NAK,它從分組n開始重傳.這和書上講的G

12、BN協(xié)議相類似，除了在流水 線上沒有未被確認(rèn)分組的最大數(shù).注意發(fā)送方不能確切的直到有多少分組未被確認(rèn).如果當(dāng)前的序號(hào)是 k,最后一個(gè)NAK是分組n的,那么在流水線 上或許就有k-(n-1)的分組未被確認(rèn).還要注意接收方只有在接收到更高序 列號(hào)的分組時(shí)才能確認(rèn)分組n的丟失.(接收分組的序列號(hào)的空缺告訴接收方位于孔雀位置的分組丟失).因此，對(duì)于接收方，當(dāng)數(shù)據(jù)速率低時(shí),(比如，兩 個(gè)分組之間的時(shí)間比較長(zhǎng)),將會(huì)比數(shù)據(jù)速率高時(shí)花費(fèi)更長(zhǎng)的時(shí)間來確認(rèn)分 組的丟失.14.在我們的解決方案中，發(fā)送方在接收到一對(duì)報(bào)文的ACK(seqnum和seqnum+1)后才開始發(fā)送下一對(duì)報(bào)文.數(shù)據(jù)分組攜帶有兩 bit的序列

13、碼.也就 是說，游泳的序列號(hào)是0,1,2,3.ACK信息攜帶已經(jīng)確認(rèn)的數(shù)據(jù)分組的序列號(hào) 接收方和發(fā)送方的 FSM由下圖所示.注意發(fā)送狀態(tài)記錄:(1)當(dāng)前對(duì)沒有收 到ACKs;(2)只收到seqnum的ACK或只收到seqnum+1的ACK.在本圖中, 我們假設(shè)seqnum由0起始,發(fā)送方已經(jīng)發(fā)送第一對(duì)數(shù)據(jù).ndt scvCmcvpikt) & notcorra pt(nrvpirt) 晶& has ceqnumwqnum EKnijmn2 udtndpkt, seq nuini)Ldt sendfsnclpkl!. 5eqnum 1) TBari tirwr- -rdf rcvTncvpkt)

14、 noicrrapK rrv pkt) &A. has acfc(seq nuni)nctcorrupKncvpid) has achfseqnum 1)(rdt rcvfrEvpkt) &. ncrtccirirupb( kv pkt) & ha 兮-ack(9K|nu m11 (reft rcrcvpkt) coiruiptrcvpkt)rdt rEYfntvpkp nct-orrdptfrcvpkt) &JL hE achjfwqnuini)創(chuàng)沖turn teqffium*2 udt -ivnef-End pht. -srq nurn) udt sendfsnd pkt, seq num

15、 i start timerudt sendftndplrt,eqnurri) slart timerreceivernil We沖k 3 ncrbcoriTip*叩罰&.ha! 5qhurn C)（rxi臨懼涯朋袖）魁udl 4end(ACK, uqriurrt sendfACK, leqruma 1Jdt sefd(ACK, x)udl ndA.C K.9rq n um eqnumrdt rcv(ftvpkt) Ul CtU冊(cè)尼叩毗Ji &L h-H icqeq rwm)(rdt rcw(PEpki)& noicor叩 1(皚師炯 也&佃呻盤j &.X 卜 s eq num 4 昌！ si

16、eqnijnrM sit nw(rcplii)芯應(yīng) fkorrujrtrcpkt) has eqeqnum)rdt reXcrpM)&辰 noiccirnjpitiicirpM;) 如 勵(lì)q(seq nu e由：ait for X. Stspair OfMt rcnrvpktl M corrupit(ir pi1t)iait foridddatandl rrv(rEvpk1J tdL nDkcrruipliTvphI) h scqt seqn urn)udt wndtfi.CK. teqinu m)ydt crndfACK, -Grqnyrri * ；ja it for叫Tdata:)notc

17、orrupif rrypkt) !5cqnum ；)rdf rM； ftv pkt ) 3 亡Dhrupi匱 Rd)udl H-nd(ACK.-GC2w.19. a）正確假設(shè)發(fā)送方窗口大小為3,在 t0時(shí)刻發(fā)送分組1,2,3.在 t1（t1t0）時(shí)刻接收方確認(rèn)1,2,3.在 t2（t2t1）時(shí)刻發(fā)送方計(jì)時(shí)器超時(shí)，重發(fā)1,2,3.在 t3時(shí)刻 接收到重復(fù)的分組并重新確認(rèn)1,2,3.在t4時(shí)刻發(fā)送方接收到接收方在t1時(shí)刻發(fā)送的ACK,并將其窗口前移到 4,5,6.在t5時(shí)刻發(fā)送方接收到接收方在t2發(fā)送的ACK1,2,3.這些ACK是在當(dāng)前窗口之外的報(bào)文的ACK.b) 是的，本質(zhì)上同a中是一樣的.c

18、) True.d) 正確.當(dāng)窗口尺寸為1時(shí),SR,GBN,的比特交替協(xié)議在功能上相同 窗口尺 寸1排除了失序分組的可能性.在這種情況下，一個(gè)累積的ACK就是一個(gè)普 通的ACK.因?yàn)樵诖翱趦?nèi)它只能與一個(gè)分組有關(guān) .20. 有232 = 4,294,967,296個(gè)可能的序列號(hào).a) 序列號(hào)不會(huì)因報(bào)文數(shù)增加而有增量，而是隨發(fā)送數(shù)據(jù)比特?cái)?shù)量的增加而有增量.所以MSS(最大報(bào)文長(zhǎng)度)的大小與問題無關(guān).能夠從A發(fā)送到B的 文件的最大尺寸能被 2324.19 Gbytes所描述.b) 報(bào)文數(shù)是：232/1460=2,941,758.每個(gè)報(bào)文增加66bytes的首部，所以總共 增加了 2,941,758 X

19、 66= 194,156,028 bytes的首部.要傳輸?shù)目偙忍財(cái)?shù)為 232 +194,156,028 = 3,591 10Xbits因此使用10Mbps鏈路需要10X106=3,591秒=59分鐘來傳輸文件.21. Denote EstimatedRTT (n) for the estimate after the nth sample.EstimatedRTT (1) = SampleRTT 1EstimatedRTT =xSampleRTT 1 + (1 - x)SampleRTT 2EstimatedRTT =xSampleRTT (1 )+(1-x)xSampleRTT 2 + (

20、1 - x)SampleRTT 32=xSampleRTT 1 + (1 - x)xSampleRTT 2+ (1 - x) SampleRTT 3 EstimatedRTT (4) = xSampleRTT 1 + (1 - x)EstimatedRTT =xSampleRTT 1 + (1 - x)xSampleRTT 2+ (1 - x)2 xSampleRTT 3 + (1 - x) 3SampleRTT 4b)tt-1EstifnatedRTT 二工送（1 丹刑p怎RJTJ-i-1 ms: 感覺應(yīng)該是j-1c）Es 斤科 m君浪T =刀（1 一 xY SantpleRTTi1 一工M

21、1 g=二N審弘額p&RIT9冋22. 讓我們看看如果TCP測(cè)量重傳報(bào)文的SampleRTT會(huì)出現(xiàn)什么情況.假設(shè)源發(fā)送分組P1,P1的定時(shí)器超時(shí)，源接著發(fā)送P2-同一個(gè)分組的一個(gè)新的 拷貝.進(jìn)一步假設(shè)源測(cè)量P2的SampleRTT（重傳的分組）.最后假設(shè)在傳輸P2后很快P1的ACK到達(dá).源將錯(cuò)誤的把這個(gè) ACK當(dāng)作P2的ACK,并計(jì) 算出錯(cuò)誤SampleRTT值.23. SendBase:是最近未被確認(rèn)的字節(jié)的序號(hào).SendBase-1是接收方已正確按序接收到數(shù)據(jù)的最后一個(gè)字節(jié)的序號(hào).LastByteRcvd:從網(wǎng)絡(luò)中到達(dá)的并且已經(jīng)放入主機(jī)B接收緩存中的數(shù)據(jù)流最后一個(gè)字節(jié)的編號(hào).在任一給定時(shí)刻

22、t,SendBase-1是發(fā)送方知道的已經(jīng)被接收方正確的按序接收的最后一個(gè)比特的序列號(hào).在t時(shí)刻被接收方（正確的和按序的）接收到 的真正的最后一個(gè) byte要比在鏈路上傳輸?shù)?ACK要大所以SendBase-1 WLastByteRcvd24. y:發(fā)送方接收到的最新 ACK的值在t時(shí)刻，發(fā)送方接收到的 ACK的值為y,據(jù)此發(fā)送方可以確認(rèn)接收方已經(jīng) 接收了序號(hào)到y(tǒng)-1的數(shù)據(jù).如果y 5endBase或在線路上有其他的 ACK,在 t時(shí)刻接收方（正確的和按序的）接收到的真正的最后一個(gè)byte要比y-1大.所以 y-1 WLastByteRvcd25. 假設(shè)發(fā)送了分組n,n+1,n+2,并且分組n

23、被接收并被確認(rèn).如果分組n+1和n+2在端到端的路徑上被重新排序）也就是說，被以n+2,n+1的順序接收）,那么在收到第一個(gè)冗余 ACK就重傳的策略下，在接收到分組n+2時(shí)將產(chǎn)生 一個(gè)分組n的冗余ACK,這將引起重傳發(fā)生.在接收到3個(gè)冗余ACK才執(zhí) 行重傳的策略下，只有在分組n后面的兩個(gè)分組被正確接收，然而分組n+1 沒有被接收的情況下，重傳才會(huì)發(fā)生設(shè)計(jì)三個(gè)冗余 ACK策略的設(shè)計(jì)者可 能感覺等待兩個(gè)分組（而不是一個(gè)）是在當(dāng)需要時(shí)觸發(fā)快速重傳和當(dāng)分組 重新排序時(shí)不進(jìn)行過早的重傳之間權(quán)衡的結(jié)果26. P171如果在圖3.45b中到達(dá)速率的增加超過了R/2,那么到達(dá)隊(duì)列的總到達(dá)速率將超過隊(duì)列的容量，

24、這將導(dǎo)致隨著到達(dá)速率的增加包的丟失也隨之 增加.當(dāng)?shù)竭_(dá)速率=R/2時(shí)，每3個(gè)離開隊(duì)列的分組中就有1個(gè)是重傳分組.隨著丟失的增加，甚至是離開隊(duì)列的分組的較大分片都將是重傳數(shù)據(jù).即使是將離開隊(duì)列的最大離去速率給定為R/2,并給定隨到達(dá)速率的增加1/3或更多的數(shù)據(jù)將被傳輸.成功遞交數(shù)據(jù)的吞吐量也不會(huì)超過心t .同樣的原因,如果離開隊(duì)列的分組中有一般的分組為重傳分組，并且輸出分組的最大速率是 R/2,那么 入山的最大值是（R/2）/2 or R/4.27. P178收到3個(gè)冗余ACK后，TCP將擁塞窗口減小一般，然后線性地增長(zhǎng)。但是超時(shí)事件發(fā)生時(shí)，TCP發(fā)送方進(jìn)入一個(gè)慢啟動(dòng)階段，即它將擁塞窗口設(shè)置為1

25、MSS ,然后窗口長(zhǎng)度以指數(shù)速度增長(zhǎng)。擁塞窗口持續(xù)以指數(shù)速度增長(zhǎng)，知道 CongWin達(dá)到超時(shí)事件前窗口值地一半為止。此后， CongWin以線型速率增長(zhǎng)，就像收到3個(gè)冗余ACK 一樣。a）運(yùn)行TCP慢啟動(dòng)的時(shí)間間隔是1,6和23,26b）運(yùn)行TCP避免擁塞時(shí)的時(shí)間間隔是1,6和17,22c）在第16個(gè)傳輸周期后，通過3個(gè)冗余ACK能夠檢測(cè)到一個(gè)報(bào)文段丟失。如果有一個(gè)超時(shí)，擁塞窗口尺寸將減小為1。d）在第22個(gè)傳輸周期后，因?yàn)槌瑫r(shí)能夠檢測(cè)到一個(gè)報(bào)文段丟失，因此擁塞窗口的尺寸被設(shè)置為1。e） Threshold的初始值設(shè)置為32，因?yàn)樵谶@個(gè)窗口尺寸是慢啟動(dòng)停止， 避免擁塞開始。f）當(dāng)檢測(cè)到報(bào)文段

26、丟失時(shí)，threshold被設(shè)置為擁塞窗口值的一半。當(dāng)在第16個(gè)周期檢測(cè)到丟失時(shí)，擁塞窗口的大小是42，因此在第18個(gè)傳輸周期時(shí)threshold值為21。g）當(dāng)檢測(cè)到報(bào)文段丟失時(shí)，threshold被設(shè)置為擁塞窗口值的一半。當(dāng)在第22個(gè)周期檢測(cè)到丟失時(shí)，擁塞窗口的大小是26，因此在第24個(gè)傳輸周期時(shí)threshold值為13。h）在第一個(gè)傳輸周期內(nèi)，報(bào)文段1被傳送；在第二個(gè)傳輸周期發(fā)送報(bào)文段2-3;在第3個(gè)傳輸周期發(fā)送報(bào)文段 4-7,在第四個(gè)傳輸周期發(fā)送 8 15;在第五個(gè)傳輸周期發(fā)送 16 31;在第六個(gè)傳輸周期發(fā)送 32 63;在第7個(gè)傳輸周期發(fā)送64 96。因此，報(bào)文段70在第7個(gè)傳輸

27、周期內(nèi)發(fā) 送。i）當(dāng)丟失出現(xiàn)時(shí)擁塞窗口和 threshold的值被設(shè)置為目前擁塞窗口長(zhǎng)度8的般。因此新的擁塞窗口和threshold的值為428.FullbandwidthMJtilizationXlineequal bandwidth shareFullbandwidth utilizationK line /equal bandwidth 2 shareConnection J throughput RConnectlion 1 througlnpurt R(3)linear incra, with equallinear decrease(b) linear incrfiascr con

28、nection 1eercae 怎 twke that of ccrtnecfloit 2Figure 4: Lack of TCP convergence with linear increase, linear decrease在圖4 （a）中，連接1和連接2因?yàn)閬G包導(dǎo)致的線性減小的速率和他們線性增加的速率相同并相等。在這種情況下，吞吐量不會(huì)從AB間相連的 線段上移開。在圖4（ b）中，因丟包導(dǎo)致的連接1和連接2線性減小的速率之比為2:1。也就是說，不論何時(shí)出現(xiàn)丟包時(shí)，連接1窗口減小量是連接2的兩倍。我們看到最終，在經(jīng)過足夠多的丟包和隨后的增加后， 連接1的吞吐量將趨向0,全部鏈路帶寬將被

29、分配給連接2。29. 如果TCP是停等協(xié)議，那么將超時(shí)間隔加倍作為擁塞控制機(jī)制已經(jīng)足夠。然而，TCP使用流水線（因此不是停等協(xié)議），這允許發(fā)送方有數(shù)倍的 未被確認(rèn)的報(bào)文段。當(dāng)端到端路徑高度擁塞時(shí)，將超時(shí)間隔加倍不會(huì)阻 止TCP發(fā)送方在第一次發(fā)送時(shí)發(fā)送大量報(bào)文段。因此就需要一種擁塞控 制機(jī)制，當(dāng)出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)擁塞的跡象時(shí)，阻止“接收來自上層應(yīng)用的數(shù)據(jù)”30. 在這個(gè)問題中，因?yàn)榻邮辗降慕邮站彺婺軌蛉菁{整個(gè)文件，因此不會(huì)出現(xiàn)接收方溢出的危險(xiǎn)。并且，因?yàn)椴粫?huì)出現(xiàn)分組丟失和定時(shí)器超時(shí)，TCP的擁塞控制不會(huì)抑制發(fā)送方，所以不需要擁塞控制。然而，主機(jī)A的進(jìn)程不會(huì)持續(xù)的向套接字發(fā)送數(shù)據(jù)，因?yàn)榘l(fā)送方的緩存將很快被填

30、滿。一 旦發(fā)送方緩存被填充滿，進(jìn)程就會(huì)以平均速率R 3/4W。所以 L8/3 W2 or W(8/3L) 1/2。因平均吞吐量=3/4(8/3L) 1/2 MSS/RTT=1.22MSS/RTT(L) 1/232.P180考慮一條具有 1500字節(jié)報(bào)文段和 100ms RTT。從P180的TCP吞吐量等式，我們得到:10 Gbps = 1.22 x (1500x 8 bits)/ (0.1 sec x srqt(L)Or sqrt(L) = 14640 bits / (10 9 bits) = 0.00001464Or L = 2.14 * 10 -1033.將在t1時(shí)刻的CongWin和Th

31、reshold值用在t2時(shí)刻的優(yōu)點(diǎn)是 TCP不需要經(jīng)過慢啟動(dòng)的避免擁塞階段即可直接跳到在t1時(shí)刻得到的吞吐量值。使用這些值的缺點(diǎn)是它們可能已經(jīng)不正確了。比如，如果路徑在t1到t2的時(shí)間內(nèi)變得更擁塞了，發(fā)送方會(huì)將大量的窗口內(nèi)的有用報(bào)文段發(fā)送到已 經(jīng)更加擁塞的路徑上去。34.P183最小傳輸時(shí)延是 2RTT+O/R。取得該時(shí)延的最小窗口長(zhǎng)度W為:Rnun latencyW28 Kbps28_77 sec2100 KbpsS,2 sec41 Mbps1 sec2510 Mhps0.28 see23535.a)K為涵蓋對(duì)象的窗口的數(shù)量。(P186)K = number of windows that

32、cover the object=mink : 3 0 + 31 + A +3k -1 O / S=mink:(1-3 k)/(1 -3) O / S=mink : 3 k 1 + 2O / S=log3(1+2O/S)b) Q is the number of times the server would idle for an object of infinite size.Q為當(dāng)對(duì)象包含無數(shù)個(gè)報(bào)文段時(shí)服務(wù)器可能停滯的次數(shù)。Q=maxk: RTT+S/R-S/R3 k-1 =1+log 3(1+RTT/(S/R) c)latency = + 2H7T + VRk-l=2JE7T + PR7T + S/R)-36.RO