复习题
- 运输方式，例如汽车，公共汽车，火车，汽车。
- 尽管每个链路都保证通过链路发送的IP数据报将在链路的另一端接收而没有错误，但不能保证IP数据报将以正确的顺序到达最终目的地。 使用IP，同一TCP连接中的数据报可以在网络中采用不同的路由，因此无序到达。 仍然需要TCP以正确的顺序为应用程序的接收端提供字节流。 此外，由于路由环路或设备故障，IP可能会丢失数据包。
- 帧：IP和TCP中也有帧；链路接入；可靠交付：TCP中也有可靠交付；流控制：TCP中也有流控制；差错检测：IP和TCP中也有差错检测；差错纠正；全双工：TCP也是全双工。
- 当一个节点在传输时，它将开始接收来自另一个节点的数据包，这意味着会发生冲突。
- 时隙ALOHA:1、2和4（时隙ALOHA只是部分分散的，因为它要求所有节点的时钟同步）。令牌传递：1，2，3，4。
- 第5次碰撞后，适配器从{0,1,2，…，31}中选择。 选择4的概率是1/32。 它等待204.8微秒。
- 在轮询中，讨论负责人一次只允许一个参与者发言，每个参与者都有机会以循环方式发言。对于令牌传递协议，没有讨论领导人，但有酒杯，但参与者轮流拿着酒杯。只有当参与者拿着酒杯时，才允许参与者说话。
- 当一个节点传输一个帧时，该节点必须等待帧在整个环上传播，然后节点才能释放令牌。因此，如果L/R比t prop小，那么协议将效率低下。
-
2
48
个MAC地址; 2
32
个IPv4地址; 2
128
IPv6地址。 - C的适配器将处理帧，但适配器不会将数据报传递到协议栈。 如果使用LAN广播地址，则C的适配器将处理帧并将数据报传递到协议栈。
- 在广播帧中发送ARP查询，因为查询主机不知道哪个适配器地址对应于所讨论的IP地址。对于响应，发送节点知道应该将响应发送到的适配器地址，因此不需要发送广播帧（必须由LAN上的所有其他节点处理）。
- 不，不可能。 每个LAN都有自己独特的一组适配器，每个适配器都有一个唯一的LAN地址。
- 三种以太网技术具有相同的帧结构。
- 2（内部子网和外部互联网）
-
在802.1Q中，存在12位VLAN标识符。 因此，可以支持2
12
= 4,096个VLAN。 - 我们可以把n个交换机串在一起。第一个和最后一个交换机将使用一个端口进行中继；中间的N-2交换机将使用两个端口。所以端口总数是2+2（N-2）=2N-2端口。
习题
-
1 1 1 0 1
0 1 1 0 0
1 0 0 1 0
1 1 0 1 1
1 1 0 0 0 -
假设我们从初始的二维奇偶矩阵开始：
0 0 0 0
1 1 1 1
0 1 0 1
1 0 1 0
在第2行第3列中出现位错误时，第2行和第3列的奇偶校验现在在下面的矩阵中是错误的：
0 0 0 0
1 1 0 1
0 1 0 1
1 0 1 0
现在假设第2行，第2列和第3列有一点误差。第2行的奇偶校验现在正确！ 第2列和第3列的奇偶校验是错误的，但我们无法检测错误发生在哪些行！
0 0 0 0
1 0 0 1
0 1 0 1
1 0 1 0
上面的例子表明可以检测到双位错误（如果没有纠正）。
-
如果我们将10011除以1010101010 0000，我们得到1011011100，余数为R = 0100。 注意，G = 10011是CRC-4-ITU标准。
-
a）我们得到1000100011，余数为R = 0101。
b）我们得到1011111111，剩余的R = 0001。
c）我们得到0101101110，余数为R = 0010 -
a）在不失一般性的情况下，假设第i位被翻转，其中0 <= i <= d + r-1并且假设最低有效位是第0位。
单比特错误意味着接收的数据是K = D * 2r XOR R + 2i。 很明显，如果我们将K除以G，则提醒不为零。 通常，如果G包含至少两个1，则始终可以检测到单个位错误。
b）这里的关键见解是G可以除以11（二进制数），但任何数量的奇数1都不能除以11.因此，奇数位错误的序列（不一定是连续的）不能 除以11，因此不能除以G.
-
a）A的平均吞吐量由pA（1-pB）给出。 总效率为pA（1-pB）+ pB（1-pA）。
b）A的吞吐量是pA（1-pB）= 2pB（1-pB）= 2pB-2（pB）2。 B的吞吐量是pB（1-pA）= pB（1-2pB）= pB-2（pB）2。 显然，A的吞吐量不是B的两倍。
为了使pA（1-pB）= 2 pB（1-pA），我们需要pA = 2 -（pA / pB）。
c）A的吞吐量是2p（1-p）N-1，并且任何其他节点具有吞吐量p（1-p）N-2（1-2p）。 -
a）（1 – p（A））
4
p（A）
其中，p（A）= A在时隙成功的概率
p（A）= p（A传输而B不传输，C不传输，D不传输）
= p（A传输）p（B不传输）p（C不传输）p（D不传输）
= p（1-p）（1-p）（1-p）= p（1-p）
3
因此，p（A在第5个时隙中第一次成功）
=（1 – p（A））
4
p（A）=（1 – p（1 – p）
3
）
4
p（1 – p）
3
b）p（A在时隙4中成功）= p（1-p）
3
p（B在时隙4中成功）= p（1-p）
3
p（C在时隙4中成功）= p（1-p）
3
p（D在时隙4中成功）= p（1-p）
3
p（A或B或C或D在时隙4中成功）= 4 p（1-p）
3
（因为这些事件是互斥的）
c）p（某个节点在一个时隙中成功）= 4 p（1-p）
3
p（在一个时隙中没有节点成功）= 1 – 4 p（1-p）
3
因此，p（第一次成功发生在时隙3中）= p（没有节点在前2个时隙中成功）p（某个节点在第3个时隙中成功）=（1 – 4 p（1-p）
3
）
2
4 p（1-p）
3
d）效率= p（时隙中的成功）= 4 p（1-p）
3
-
轮询的长度N (Q / R + d poll ) .
在一次轮询中传输的位数是NQ。因此，最大吞吐量为
C）
1.E中的转发表确定数据报应路由到接口192.168.3.002。
2 E中的适配器创建以太网目的地址为88-88-88-88-88-88的以太网数据包。
3.路由器2接收数据包并提取数据报。此路由器中的转发表指示数据报将路由到198.162.2.002。
4.路由器2然后通过其接口发送目的地址为33-33-33-33-33-33，源地址为55-55-55-55-55-55的以太网数据包，IP地址为198.162.2.003 。
5.该过程一直持续到数据包到达主机B.
d）E中的ARP现在必须确定MAC地址198.162.3.002。主机E在广播以太网帧内发出ARP查询报文。路由器2接收查询数据包并向主机E发送ARP响应数据包。该ARP响应数据包由以太网帧承载，以太网目的地址为77-77-77-77-77-77。
-
a）否.E可以检查主机F的IP地址的子网前缀，然后了解F在同一个LAN上。因此，E不会将数据包发送到默认路由器R1。
从E到F的以太网帧：源IP = E的IP地址
目的地IP = F的IP地址
源MAC = E的MAC地址
目的地MAC = F的MAC地址
b）不，因为他们不在同一个局域网上。 E可以通过检查B的IP地址找到它。
从E到R1的以太网帧：
源IP = E的IP地址
目的地IP = B的IP地址
源MAC = E的MAC地址
目的地 MAC =连接到子网3的R1接口的MAC地址。
c）交换机S1将通过其两个接口广播以太网帧，因为接收的ARP帧的目的地址是广播地址。并且它了解A驻留在子网1上，子网1连接到连接到子网1的接口处的S1。并且，S1将更新其转发表以包括主机A的条目。
是的，路由器R1也接收此ARP请求消息，但R1不会将消息转发到子网3。
B不会发送询问A的MAC地址的ARP查询消息，因为该地址可以从A的查询消息中获取。
一旦交换机S1接收到B的响应消息，它将在其转发表中为主机B添加一个条目，然后丢弃接收到的帧，因为目标主机A与主机B位于同一接口上（即A和B在同一LAN段）。 -
让我们调用子网2和3 S2之间的切换。也就是说，子网2和3之间的路由器R1现在被交换机S2替换。
a）否.E可以检查主机 F的IP地址的子网前缀，然后了解F在同一个LAN网段上。因此，E不会将数据包发送到S2。
从E到F的以太网帧：源IP = E的IP地址
目的地IP = F的IP地址
源MAC = E的MAC地址
目的地MAC = F的MAC地址
b）是的，因为E想要找到B的MAC地址。在这种情况下，E将发送一个ARP查询包，其目的MAC地址是广播地址。
该查询包将由交换机1重新广播，并最终由主机B接收。
从E到S2的以太网帧：源IP = E的IP地址
目的地IP = B的IP地址
源MAC = E的MAC地址
目的地MAC =广播MAC地址：FF-FF-FF-FF-FF-FF。
c）交换机S1将通过其两个接口广播以太网帧，因为接收的ARP帧的目的地址是广播地址。并且它了解A驻留在子网1上，子网1连接到连接到子网1的接口处的S1。并且，S1将更新其转发表以包括主机A的条目。
是的，路由器S2也接收此ARP请求消息，S2将该查询数据包广播到其所有接口。
B不会发送询问A的MAC地址的ARP查询消息，因为该地址可以从A的查询消息中获取。
一旦交换机S1接收到B的响应消息，它将在其转发表中为主机B添加一个条目，然后丢弃接收到的帧，因为目标主机A与主机B位于同一接口上（即A和B在同一LAN段）。 -
等待51,200位时间。对于10 Mbps，这个等待是
51.2*10
3
位/10*10
6
bps=5.12毫秒
对于100 Mbps，等待时间为512微秒。 -
在t=0 A传输。在 t =576，A完成传输。在最坏的情况下，B在时间t = 324开始发送，这是A帧的第一位到达B之前的时间。在时间t = 324 + 325 = 649 B的第一位到达A。因为649> 576，A在检测到B已经发送之前完成发送。因此，A错误地认为其框架在没有碰撞的情况下成功传输。
-
时间 事件
0 A和B开始传输
245 A和B检测碰撞
293 A和B完成干扰信号的发送
293＋245＝538 B的最后一位到达A；A检测到空闲通道A开始发送
538+96=634 A开始传输
293＋512＝805 返回步骤2 在发送之前，B必须检测空闲信道96位
634+245=879 A的传输达到B
由于A的重传在B的预定重传时间（805+96）之前到达B，B在重传时不进行传输。因此A和B不会碰撞。因此，指数退避算法中出现的因子512足够大。
-
）从A到左路由器：源MAC地址：00-00-00-00-00-00
目标MAC地址：22-22-22-22-22-22源IP:111.111.111.001
目的地IP:133.333.333.003
ii）从左路由器到右路由器：源MAC地址：33-33-33-33-33-33
目标MAC地址：55-55-55-55-55-55源IP:111.111.111.001
目的地IP:133.333.333.003
iii）从右路由器到F:源MAC地址：88-88-88-88-88-88
目标MAC地址：99-99-99-99-99-99源IP:111.111.111.001
目的地IP:133.333.333.003 -
i）从A到交换机：源MAC地址：00-00-00-00-00-00
目标MAC地址：55-55-55-55-55-55源IP:111.111.111.001
目的地IP:133.333.333.003
ii）从交换机到右路由器：源MAC地址：00-00-00-00-00-00
目标MAC地址：55-55-55-55-55-55源IP:111.111.111.001
目的地IP:133.333.333.003
iii）从右路由器到F：源MAC地址：88-88-88-88-88-88
目标MAC地址：99-99-99-99-99-99源IP:111.111.111.001
目的地IP:133.333.333.003 - 如果所有11=9+2节点以100 Mbps的最大可能速率发送数据，则总吞吐量可能为11*100=1100 Mbps。
- 每个部门中心都是一个冲突域，最大吞吐量可达100 Mbps。连接Web服务器和邮件服务器的链接的最大吞吐量为100 Mbps。因此，如果三个冲突域以及Web服务器和邮件服务器以各自100 Mbps的最大可能速率发送数据，那么11个终端系统中的最大总吞吐量可以达到500 Mbps。
- 所有11个端系统都将位于同一碰撞域中。在这种情况下，11个端系统中的最大总吞吐量可能为100 Mbps。
-
a）填充所需时间
L* 8/128×10
3
秒=L/16毫秒
b）L =1500，分组化延迟为
1500/16=93.75毫秒。
对于L =50，分组化延迟为
50/16=3.125毫秒。
c）存储转发延迟
(L*8+40)/R
对于L 1500，延迟为
(1500* 8 +40)/622*10
6
=19.4微秒
L =50，存储转发延迟<1微秒。
d）对于典型链路速度，存储转发延迟都很小。然而，
L=1500的打包延迟对于实时语音应用程序来说太大。 -
EE部门三台计算机（从左到右）的IP地址分别为：111.111.1.1、111.111.1.2、111.111.1.3。子网掩码为111.111.1/24。
这三台计算机（从左到右）在CS部门的IP地址是：111.111.2.1、111.111.2.2、111.111.2.3。子网掩码为111.111.2/24。
连接到端口1的路由器接口卡可以配置为包含两个子接口IP地址：111.111.1.0和111.111.2.0。第一个是EE部门的子网，第二个是CS部门的子网。每个IP地址都与VLAN ID关联。假设111.111.1.0与VLAN 11关联，111.111.2.0与VLAN 12关联。这意味着来自子网111.111.1/24的每个帧将添加一个VLAN ID为11的802.1q标签，来自111.111.2/24的每个帧将添加一个VLAN ID为12的802.1q标签。
假设IP地址为111.111.1.1的EE部门中的主机A希望向CS部门中的主机B（111.111.2.1）发送IP数据报。主机A首先将IP数据报（目的地为111.111.2.1）封装到一个帧中，目标MAC地址等于连接到交换机端口1的路由器接口卡的MAC地址。一旦路由器接收到帧，然后将其传递到IP层，IP层决定IP数据报应通过子接口111.111.2.0转发到子网111.111.2/24。然后路由器将IP数据报封装到一个帧中并发送到端口1。请注意，此帧具有802.1q标签VLAN ID 12。一旦交换机接收到帧端口1，它就知道该帧将发送到ID为12的VLAN，因此交换机将发送该帧。
-
您的计算机首先使用DHCP获取IP地址。您的计算机首先在DHCP服务器发现步骤中创建一个专用的IP数据报，目的地是255.255.255.255，然后将其放入以太网帧并在以太网中广播。然后按照DHCP协议中的步骤，您的计算机可以获得具有给定租用时间的IP地址。
以太网上的DHCP服务器还为您的计算机提供第一跳路由器的IP地址列表、计算机所在子网的子网掩码以及本地DNS服务器的地址（如果存在）。
由于您的计算机的ARP缓存最初是空的，所以您的计算机将使用ARP协议来获取第一跳路由器和本地DNS服务器的MAC地址。
您的计算机将首先获取要下载的网页的IP地址。如果本地DNS服务器没有IP地址，则计算机将使用DNS协议查找网页的IP地址
一旦您的计算机拥有网页的IP地址，那么如果网页不在本地Web服务器中，它将通过第一跳路由器发送HTTP请求。这个
HTTP请求消息将被分割并封装到TCP包中，然后进一步封装到IP包中，最后封装到以太网帧中。您的计算机将以太网帧发送到第一跳路由器。一旦路由器接收到这些帧，它就把它们传送到IP层，检查它的路由表，然后把包从所有接口中发送到正确的接口。
然后，您的IP数据包将通过Internet路由，直到到达Web服务器。
承载网页的服务器将通过HTTP响应消息将网页发送回您的计算机。这些消息将被封装到TCP包中，然后进一步封装到IP包中。这些IP包遵循IP路由，最后到达您的第一跳路由器，然后路由器将这些IP包封装到以太网帧中，转发到您的计算机。 -
a）每个流与穿过该链路的其他流平均共享一个链路的容量，然后80个流通过B访问路由器10 Gbps链路（以及访问路由器到边界路由器链路），每个流只接收10 Gbps/80=125 Mbps。
b）在图5.31的拓扑结构中，第一层和第三层交换机之间有四条不同的路径，为从机架1-4到机架9-12的流提供40 Gbps。同样，第二层和第四层交换机之间有四条链路，为机架5-8到13-16的通信量提供40 Gbps。因此，总的聚合带宽为80 Gbps，每个流的值为1 Gbps。
c）现在20个流需要在TOR交换机对之间共享每个1 Gbps带宽。 因此，主机到主机的比特率将为0.5 Gbps。 -
a）电子邮件和视频应用程序都使用第四个机架0.1%的时间。
b）两个应用需要第四个机架的概率为0.001*0.001=10
-6
。
c）假设前三个机架是视频机架，下一个机架是视频和电子邮件共享机架，下三个机架是电子邮件机架。假设第四个机架具有电子邮件和视频应用程序所需的所有数据和软件。根据图5.31的拓扑结构，只要两个应用都不同时使用第四个机架，那么两个应用都将具有足够的内部带宽。从B部分开始，这两种设备都使用第四个机架的时间不超过0.00001%，这在0.0001%的要求范围内。