第五章传输层

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糠琨鱼
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第五章 5 01 5 02 传输层试说明运输层在协议栈中的地位和作用运输层的通信和网络层的通信有什么重要区别为什么运输层是必不可少的答运输层处于面向通信部分的最高层同时也是用户功能中的最低层向它上面的应用层提供服务运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信但网络层是为主机之间提供逻辑通信面向主机承担路由功能即主机寻址及有效的分组交换各种应用进程之间通信需要

1 第五章传输层试说明运输层在协议栈中的地位和作用运输层的通信和网络层的通信有什么重要区别为什么运输层是必不可少的答运输层处于面向通信部分的最高层同时也是用户功能中的最低层向它上面的应用层提供服务运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信但网络层是为主机之间提供逻辑通信面向主机承担路由功能即主机寻址及有效的分组交换各种应用进程之间通信需要可靠或尽力而为的两类服务质量必须由运输层以复用和分用的形式加载到网络层网络层提供数据报或虚电路服务对上面的运输层有何影响答网络层提供数据报或虚电路服务不影响上面的运输层的运行机制但提供不同的服务质量 5 03 当应用程序使用面向连接的 TCP 和无连接的 IP 时这种传输是面向连接的还是面向无连接的答都是这要在不同层次来看在运输层是面向连接的在网络层则是无连接的 5 04 试用画图解释运输层的复用画图说明许多个运输用户复用到一条运输连接上而这条运输连接有复用到 IP 数据报上 5 05 试举例说明有些应用程序愿意采用不可靠的 UDP 而不用采用可靠的 TCP 答 VOIP 由于语音信息具有一定的冗余度人耳对 VOIP 数据报损失由一定的承受度但对传输时延的变化较敏感有差错的 UDP 数据报在接收端被直接抛弃 TCP 数据报出错则会引起重传可能带来较大的时延扰动因此 VOIP 宁可采用不可靠的 UDP 而不愿意采用可靠的 TCP 5 06 接收方收到有差错的 UDP 用户数据报时应如何处理答丢弃

2 5 07 如果应用程序愿意使用 UDP 来完成可靠的传输, 这可能吗? 请说明理由答 : 可能, 但应用程序中必须额外提供与 TCP 相同的功能 5 08 为什么说 UDP 是面向报文的, 而 TCP 是面向字节流的? 答 : 发送方 UDP 对应用程序交下来的报文, 在添加首部后就向下交付 IP 层 UDP 对应用层交下来的报文, 既不合并, 也不拆分, 而是保留这些报文的边界接收方 UDP 对 IP 层交上来的 UDP 用户数据报, 在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程, 一次交付一个完整的报文发送方 TCP 对应用程序交下来的报文数据块, 视为无结构的字节流 ( 无边界约束, 课分拆 / 合并 ), 但维持各字节 5 09 端口的作用是什么? 为什么端口要划分为三种? 答 : 端口的作用是对 TCP/IP 体系的应用进程进行统一的标志, 使运行不同操作系统的计算机的应用进程能够互相通信熟知端口, 数值一般为 0~1023. 标记常规的服务进程 ; 登记端口号, 数值为 1024~49151, 标记没有熟知端口号的非常规的服务进程 ; 5 10 试说明运输层中伪首部的作用答 : 用于计算运输层数据报校验和 5 11 某个应用进程使用运输层的用户数据报 UDP, 然而继续向下交给 IP 层后, 又封装成 IP 数据报既然都是数据报, 可否跳过 UDP 而直接交给 IP 层? 哪些功能 UDP 提供了但 IP 没提提供? 答 : 不可跳过 UDP 而直接交给 IP 层 IP 数据报 IP 报承担主机寻址, 提供报头检错 ; 只能找到目的主机而无法找到目的进程 UDP 提供对应用进程的复用和分用功能, 以及提供对数据差分的差错检验 5 12 一个应用程序用 UDP, 到 IP 层把数据报在划分为 4 个数据报片发送出去, 结果前两个数据报片丢失, 后两个到达目的站过了一段时间应用程序重传 UDP, 而 IP 层仍然划分为 4 个数据报片来传送结果这次前两个到达目的站而后两个丢失试问 : 在目的站能否将这两次传输的 4 个数据报片组装成完整的数据报? 假定目的站第一次收到的后两个数据报片仍然保存在目的站的缓存中答 : 不行重传时,IP 数据报的标识字段会有另一个标识符仅当标识符相同的 IP 数据报片才能组装成一个 IP 数据报前两个 IP 数据报片的标识符与后两个 IP 数据报片的标识符不同, 因此不能组装成一个 IP 数据报 5 13 一个 UDP 用户数据的数据字段为 8192 季节在数据链路层要使用以太网来传送试问应当划分为几个 IP 数据报片? 说明每一个 IP 数据报字段长度和片偏移字段的值答 :6 个

数据字段的长度 : 前 5 个是 1480 字节, 最后一个是 800 字节片偏移字段的值分别是 :0,1480,2960,4440,5920 和 7400. 5 14 一 UDP 用户数据报的首部十六进制表示是 :06 32 00 45 00 1C E2 17. 试求源端口目的端口用户数据报的总长度数据部分长度这个用户数据报是从客户发送给服务器发送给客户?

3 数据字段的长度 : 前 5 个是 1480 字节, 最后一个是 800 字节片偏移字段的值分别是 :0,1480,2960,4440,5920 和一 UDP 用户数据报的首部十六进制表示是 : C E2 17. 试求源端口目的端口用户数据报的总长度数据部分长度这个用户数据报是从客户发送给服务器发送给客户? 使用 UDP 的这个服务器程序是什么? 解 : 源端口 1586, 目的端口 69,UDP 用户数据报总长度 28 字节, 数据部分长度 20 字节此 UDP 用户数据报是从客户发给服务器 ( 因为目的端口号 <1023, 是熟知端口 ) 服务器程序是 TFFTP 5 15 使用 TCP 对实时话音数据的传输有没有什么问题? 使用 UDP 在传送数据文件时会有什么问题? 答 : 如果语音数据不是实时播放 ( 边接受边播放 ) 就可以使用 TCP, 因为 TCP 传输可靠接收端用 TCP 讲话音数据接受完毕后, 可以在以后的任何时间进行播放但假定是实时传输, 则必须使用 UDP UDP 不保证可靠交付, 但 UCP 比 TCP 的开销要小很多因此只要应用程序接受这样的服务质量就可以使用 UDP 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 : 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答 : 么也没做 ) 是否可行? 试举出具体的例子说明理由收到重复帧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 : 旧的 M0 被当成新的 M0 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 时, 连接 ARQ 协议才能正确运行窗口单位是分组解 : 见课后答案 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,

4 答 : 旧的 M0 被当成新的 M 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 时, 连接 ARQ 协议才能正确运行窗口单位是分组解 : 见课后答案 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 )? 解 : 见课后答案 5 21 假定使用连续 ARQ 协议中, 发送窗口大小事 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 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 10Mb/s, 试求这个文件所需的最短发送时间解 :(1)L_max 的最大值是 2^32=4GB,G=2^30. (2) 满载分片数 Q={L_max/MSS} 取整 = 发送的总报文数 N=Q*(MSS+66)+{(L_max-Q*MSS)+66}= = 总字节数是 N= 字节, 发送字节需时间为 : N*8/ (10*10^6)= 秒, 即分, 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?

5 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? 解 :(1) 第一个报文段的数据序号是 70 到 99, 共 30 字节的数据 (2) 确认号应为 100. (3)80 字节 (4) 一个 TCP 连接下面使用 256kb/s 的链路, 其端到端时延为 128ms 经测试, 发现吞吐量只有 120kb/s 试问发送窗口 W 是多少?( 提示 : 可以有两种答案, 取决于接收等发出确认的时机 ) 解 : 来回路程的时延等于 256ms(=128ms 2). 设窗口值为 X( 注意 : 以字节为单位 ), 假定一次最大发送量等于窗口值, 且发射时间等于 256ms, 那么, 每发送一次都得停下来期待再次得到下一窗口的确认, 以得到新的发送许可. 这样, 发射时间等于停止等待应答的时间, 结果, 测到的平均吞吐率就等于发送速率的一半, 即 8X ( )= X=8192 所以, 窗口值为为什么在 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 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

6 段? 答 :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 :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 ( 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字节 ) 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, 通过循环使用序号, 仍能用 TCP 来传送 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 : 分别是 n 和 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 5 30 设 TCP 使用的最大窗口为字节, 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 20ms, 问所能得到的最大吞吐量是多少? 答 : 在发送时延可忽略的情况下, 最大数据率 = 最大窗口 *8/ 平均往返时间 =26.2Mb/s 5 31 通信信道带宽为 1Gb/s, 端到端时延为 10ms TCP 的发送窗口为字节试问 : 可能达到的最大吞吐量是多少? 信道的利用率是多少? 答 : L= = C=109b/s L/C= s Td= s Throughput=L/(L/C+2 Td)=524600/ =25.5Mb/s Efficiency=(L/C)//(L/C+2 D)= 最大吞吐量为 25.5Mb/s 信道利用率为 25.5/1000=2.55% 5 32 什么是 Karn 算法? 在 TCP 的重传机制中, 若不采用 Karn 算法, 而是在收到确认时都认为是对重传报文段的确认, 那么由此得出的往返时延样本和重传时间都会偏小试问 : 重传时间最后会减小到什么程度? 答 :Karn 算法 : 在计算平均往返时延 RTT 时, 只要报文段重传了, 就不采用其往返时延样本设新往返时延样本 Ti

7 RTT(1)=a*RTT(i-1)+(1-a)*T(i); RTT^(i)=a* RTT(i-1)+(1-a)*T(i)/2; RTT(1)=a*0+(1-a)*T(1)= (1-a)*T(1); RTT^(1)=a*0+(1-a)*T(1)/2= RTT(1)/2 RTT(2)= a*rtt(1)+(1-a)*t(2); RTT^(2)= a*rtt(1)+(1-a)*t(2)/2; = a*rtt(1)/2+(1-a)*t(2)/2= RTT(2)/2 RTO=beta*RTT, 在统计意义上, 重传时间最后会减小到使用 karn 算法的 1/ 假定 TCP 在开始建立连接时, 发送方设定超时重传时间是 RTO=6s (1) 当发送方接到对方的连接确认报文段时, 测量出 RTT 样本值为 1.5s 试计算现在的 RTO 值 (2) 当发送方发送数据报文段并接收到确认时, 测量出 RTT 样本值为 2.5s 试计算现在的 RTO 值答 : (1) 据 RFC2988 建议,RTO=RTTs+4*RTTd 其中 RTTd 是 RTTs 的偏差加权均值初次测量时,RTTd(1)= RTT(1)/2; 后续测量中,RTTd(i)=(1-Beta)* RTTd(i-1)+Beta*{ RTTs- RTT(i)}; Beta=1/4 依题意,RTT(1) 样本值为 1.5 秒, 则 RTTs(1)=RTT(1)=1.5s RTTd(1)=RTT(1)/2=0.75s RTO(1)=RTTs(1)+4RTTd(1)=1.5+4*0.75=4.5(s) (2)RTT(2)=2.5 RTTs(1)=1.5s RTTd(1)=0.75s RTTd(2)=(1-Beta)* RTTd(1)+Beta*{ RTTs(1)- RT (2)}=0.75*3/4+{ }/4=13/16 RTO(2)=RTTs(1)+4RTTd(2)=1.5+4*13/16=4.75s 5 34 已知第一次测得 TCP 的往返时延的当前值是 30 ms 现在收到了三个接连的确认报文段, 它们比相应的数据报文段的发送时间分别滞后的时间是 :26ms,32ms 和 24ms 设 α=0.9 试计算每一次的新的加权平均往返时间值 RTTs 讨论所得出的结果答 :a=0.1, RTTO=30 RTT1=RTTO*(1-a) +26*a=29.6 RTT2=RTT1*a+32(1-a)=29.84 RTT3=RTT2*a+24(1-a)= 三次算出加权平均往返时间分别为 29.6,29.84 和 ms 可以看出,RTT 的样本值变化多达 20% 时, 加权平均往返 5 35 试计算一个包括 5 段链路的运输连接的单程端到端时延 5 段链路程中有 2 段是卫星链路, 有 3 段是广域网链路每条卫星链路又由上行链路和下行链路两部分组成可以取这两部分的传播时延之和为 250ms 每一个广域网的范围为 1500km, 其传播时延可按 km/s 来计算各数据链路速率为 48kb/s, 帧长为 960 位答 :5 段链路的传播时延 =250*2+(1500/150000)*3*1000=530ms 5 段链路的发送时延 =960/(48*1000)*5*1000=100ms

8 所以 5 段链路单程端到端时延 = =630ms 5 36 重复 5-35 题, 但假定其中的一个陆地上的广域网的传输时延为 150ms 答 :760ms 5 37 在 TCP 的拥塞控制中, 什么是慢开始拥塞避免快重传和快恢复算法? 这里每一种算法各起什么作用? 乘法减小和加法增大各用在什么情况下? 答 : 慢开始 : 在主机刚刚开始发送报文段时可先将拥塞窗口 cwnd 设置为一个最大报文段 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, TCP 的拥塞窗口 cwnd 大小与传输轮次 n 的关系如下所示 : cwnd n cwnd n

9 (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 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---- SYN-SENT--- SYN-RCVD-- ESTABLISHED

10 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 :

11 T=2RTT+L/R 当 nm>r(rtt)+m 或 T=2RTT+L/R+(K-1)[M/R+RTT-nM/R] 当 nm<r(rtt)+m 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]

Microsoft PowerPoint - 计算机网络13

Microsoft PowerPoint - 计算机网络13 第七章运输层大连理工大学电信学部信息与通信工程学院王波 bowang@dlut.edu.cn 1 7.6.2 超时重传时间的选择重传机制是 TCP 中最重要和最复杂的问题之一 TCP 每发送一个报文段, 就对这个报文段设置一次计时器只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认, 就要重传这一报文段 2 往返时延的方差很大由于 TCP 的下层是一个互联网环境,IP 数据报所选择的路由变化很大因而运输层的往返时间的方差也很大

第五章 传输层

第五章传输层