计算机网络(谢希仁第五版)第五章课后习题详解

MSS的数值。在每收到一个对新的报文段的确认后,将拥塞窗口增加至多一个MSS的数值

。用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口cwnd,可以分组注入到网络的速率更加合理 。

拥塞避免:

当拥塞窗口值大于慢开始门限时,停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。

拥塞避免算法使发送的拥塞窗口每经过一个往返时延RTT就增加一个MSS的大小。 快重传算法规定:

发送端只要一连收到三个重复的ACK即可断定有分组丢失了,就应该立即重传丢手的报

文段而不必继续等待为该报文段设置的重传计时器的超时。 快恢复算法:

当发送端收到连续三个重复的ACK时,就重新设置慢开始门限 ssthresh 与慢开始不同之处是拥塞窗口 cwnd 不是设置为 1,而是设置为ssthresh 若收到的重复的AVK为n个(n>3),则将cwnd设置为ssthresh

若发送窗口值还容许发送报文段,就按拥塞避免算法继续发送报文段。 若收到了确认新的报文段的ACK,就将cwnd缩小到ssthresh 乘法减小:

是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段,只要出现一次超时(即出现一次网络拥塞)

,就把慢开始门限值 ssthresh 设置为当前的拥塞窗口值乘以 0.5。

当网络频繁出现拥塞时,ssthresh 值就下降得很快,以大大减少注入到网络中的分组

数。

加法增大:

是指执行拥塞避免算法后,在收到对所有报文段的确认后(即经过一个往返时间),就

把拥塞窗口 cwnd增加一个 MSS 大小,使拥塞窗口缓慢增大,以防止网络过早出现拥塞 。

5—38 设TCP的ssthresh的初始值为8(单位为报文段)。当拥塞窗口上升到12时网络发

生了超时,TCP使用慢开始和拥塞避免。试分别求出第1次到第15次传输的各拥塞窗口大

小。你能说明拥塞控制窗口每一次变化的原因吗?

答:拥塞窗口大小分别为:1,2,4,8,9,10,11,12,1,2,4,6,7,8,9.

5—39 TCP的拥塞窗口cwnd大小与传输轮次n的关系如下所示: cwnd n 1

1 2 2 4 3 8 4 16 5 32 6 33 7 34 8 35 9 36 10 37 11 38 12 39 13 cwnd n 40 14 41 15 42 16 21 17 22 18 23 19 24 20 25 21 26 22 1 23 2 24 4 25 8 26

(1)试画出如图5-25所示的拥塞窗口与传输轮次的关系曲线。 (2)指明TCP工作在慢开始阶段的时间间隔。 (3)指明TCP工作在拥塞避免阶段的时间间隔。

(4)在第16轮次和第22轮次之后发送方是通过收到三个重复的确认还是通过超市检测

到丢失了报文段?

(5)在第1轮次,第18轮次和第24轮次发送时,门限ssthresh分别被设置为多大? (6)在第几轮次发送出第70个报文段?

(7)假定在第26轮次之后收到了三个重复的确认,因而检测出了报文段的丢失,那么

拥塞窗口cwnd和门限ssthresh应设置为多大? 答:(1)拥塞窗口与传输轮次的关系曲线如图所示(课本后答案): (2) 慢开始时间间隔:【1,6】和【23,26】 (3) 拥塞避免时间间隔:【6,16】和【17,22】

(4) 在第16轮次之后发送方通过收到三个重复的确认检测到丢失的报文段。在第22轮

次之后发送方是通过超时检测到丢失的报文段。 (5) 在第1轮次发送时,门限ssthresh被设置为32

在第18轮次发送时,门限ssthresh被设置为发生拥塞时的一半,即21. 在第24轮次发送时,门限ssthresh是第18轮次发送时设置的21 (6) 第70报文段在第7轮次发送出。

(7) 拥塞窗口cwnd和门限ssthresh应设置为8的一半,即4.

5—40 TCP在进行流量控制时是以分组的丢失作为产生拥塞的标志。有没有不是因拥

塞而引起的分组丢失的情况?如有,请举出三种情况。 答:

当Ip数据报在传输过程中需要分片,但其中的一个数据报未能及时到达终点,而终点组

装IP数据报已超时,因而只能丢失该数据报;IP数据报已经到达终点,但终点的缓存没

有足够的空间存放此数据报;数据报在转发过程中经过一个局域网的网桥,但网桥在转

发该数据报的帧没有足够的差错空间而只好丢弃。

5—41 用TCP传送512字节的数据。设窗口为100字节,而TCP报文段每次也是传送100

字节的数据。再设发送端和接收端的起始序号分别选为100和200,试画出类似于图5-31

的工作示意图。从连接建立阶段到连接释放都要画上。

5—42 在图5-32中所示的连接释放过程中,主机B能否先不发送ACK=x+1的确认? (因

为后面要发送的连接释放报文段中仍有ACK=x+1这一信息) 答:

如果B不再发送数据了,是可以把两个报文段合并成为一个,即只发送FIN+ACK报文段。

但如果B还有数据报要发送,而且要发送一段时间,那就不行,因为A迟迟收不到确认,

就会以为刚才发送的FIN报文段丢失了,就超时重传这个FIN报文段,浪费网络资源。

5—43 在图(5-33)中,在什么情况下会发生从状态LISTEN到状态SYN_SENT,以及从状

态SYN_ENT到状态SYN_RCVD的变迁?

答:当A和B都作为客户,即同时主动打开TCP连接。这时的每一方的状态变迁都是:

CLOSED----àSYN-SENT---àSYN-RCVD--àESTABLISHED

5—44 试以具体例子说明为什么一个运输连接可以有多种方式释放。可以设两个互相

通信的用户分别连接在网络的两结点上。

答:设A,B建立了运输连接。协议应考虑一下实际可能性:

A或B故障,应设计超时机制,使对方退出,不至于死锁; A主动退出,B被动退出 B主动退出,A被动退出

5—45 解释为什么突然释放运输连接就可能会丢失用户数据,而使用TCP的连接释放

方法就可保证不丢失数据。 答:

当主机1和主机2之间连接建立后,主机1发送了一个TCP数据段并正确抵达主机2,接着

主机1发送另一个TCP数据段,这次很不幸,主机2在收到第二个TCP数据段之前发出了释

放连接请求,如果就这样突然释放连接,显然主机1发送的第二个TCP报文段会丢失。 而使用TCP的连接释放方法,主机2发出了释放连接的请求,那么即使收到主机1的确认

后,只会释放主机2到主机1方向的连接,即主机2不再向主机1发送数据,而仍然可接受

主机1发来的数据,所以可保证不丢失数据。

5—46 试用具体例子说明为什么在运输连接建立时要使用三次握手。说明如不这样做

可能会出现什么情况。 答:

3次握手完成两个重要的功能,既要双方做好发送数据的准备工作(双方都知道彼此已

准备好),也要允许双方就初始序列号进行协商,这个序列号在握手过程中被发送和确 认。

假定B给A发送一个连接请求分组,A收到了这个分组,并发送了确认应答分组。按照两

次握手的协定,A认为连接已经成功地建立了,可以开始发送数据分组。可是,B在A的

应答分组在传输中被丢失的情况下,将不知道A是否已准备好,不知道A建议什么样的序

列号,B甚至怀疑A是否收到自己的连接请求分组,在这种情况下,B认为连接还未建立

成功,将忽略A发来的任何数据分组,只等待连接确认应答分组。

而A发出的分组超时后,重复发送同样的分组。这样就形成了死锁。

5—47 一个客户向服务器请求建立TCP连接。客户在TCP连接建立的三次握手中的最后

一个报文段中捎带上一些数据,请求服务器发送一个长度为L字节的文件。假定: (1)客户和服务器之间的数据传输速率是R字节/秒,客户与服务器之间的往返时间是

RTT(固定值)。

(2)服务器发送的TCP报文段的长度都是M字节,而发送窗口大小是nM字节。 (3)所有传送的报文段都不会出错(无重传),客户收到服务器发来的报文段后就及

时发送确认。

(4)所有的协议首部开销都可忽略,所有确认报文段和连接建立阶段的报文段的长度

都可忽略(即忽略这些报文段的发送时间)。

试证明,从客户开始发起连接建立到接收服务器发送的整个文件多需的时间T是:

T=2RTT+L/R 当nM>R(RTT)+M 或 T=2RTT+L/R+(K-1)[M/R+RTT-nM/R] 当nM

其中,K=[L/nM],符号[x]表示若x不是整数,则把x的整数部分加1。 解:

发送窗口较小的情况,发送一组nM个字节后必须停顿下来,等收到确认后继续发送。 共需K=[L/nM]个周期:其中

前K-1个周期每周期耗时M/R+RTT,共耗时(K-1)(M/R+RTT) 第K周期剩余字节数Q=L-(K-1)*nM,需耗时Q/R

总耗时=2*RTT+(K-1)M/(R+RTT)+Q/R=2*RTT+L/R+(K-1)[( M/R+RTT)-nM/R]

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