计算机网络计算题

计算机网络计算题

目录

• • 循环冗余校验
  • 三类IP地址
  • • IP地址的指派范围
    • 私有网段
  • 子网掩码
  • • IP范围
    • IP数据报组成计算
  • 路由聚合
  • 集线器、交换机、路由器
  • 超时重传时间的选择
  • • 引入
    • 计算超时重传时间RTO
    • 测量往返时间RTT的复杂性
    • Karn算法
  • TCP
  • • 可靠传输
    • 流量控制
    • 拥塞控制
    • 运输连接
    • • 三次握手
      • 四次挥手

循环冗余校验

第一题
D=101001 G=1101 r=3。

在发送端：

• M=D * 2^r;
  则：M=101001000；
• 用M除以P
  
• 得到余数R也就是FCS，将FCS加到M上，就得到了要发送的帧。
  D=101001000+FCS=101001001
  在接收端：
  接收到的每一帧都要进行差错检验，假设收到101001001，P=1101。
  
  最后余数R=0，则判定这个帧没有出错。

第二题
要发送的数据为1101011011.采用CRC的生成多项式是P(x)=X4+X+1.
⑴ 试求应添加在数据后面的余数。
⑵ 数据在传输过程中最后两个1都变成了0，问接收端能否发现？
⑶ 采用CRC检验后，数据链路层的传输是否就变成了可靠的传输？

答案：
⑴ 根据生成多项式P(x)=X4+X+1，得到除数：10011，在数据1101011011后面添加4个0，得到：11010110110000；作二进制除法，11010110110000 ÷ 10011得余数1110，添加的余数是1110.

⑵ 如果数据在传输过程中最后两位都变成了0，即收到11010110 00 1110，接收方作二进制除法运算:11010110001110÷10011，得余数100，不是0，故判断数据出错。

⑶ 出现以上这种情况后，接收方将丢掉此数据。由于缺重传机制，即采用CRC检验仅能发现数据在传输过程中出现差错但并不能纠正差错，数据链路层的传输还不是可靠的传输。

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三类IP地址 IP地址的指派范围

特殊IP地址
网络地址：网络号不变，主机号全0
广播地址：网络号不变，主机号全1
环回地址：以127开头
A类：
网络号占8位，但前面的1位(0)已经固定，只剩下7位可以进行分配。即可指派的网络号是2^7 -2个（网络号字段为全0的IP地址是个保留地址，意思是“本网络”；网络号为127是环回地址）
主机号占24位，每一个A类网络中的最大主机数是2^24-2（减去主机号全0的网络地址，主机号全1的广播地址）
B类：
网络号占16位，但前面的2位(10)已经固定，只剩下14位可以进行分配。即可指派的网络号是2^14 -1个（B类网络地址128.0.0.0是不指派的，而可以指派的B类最小网络地址是128.1.0.0）
主机号占16位，每一个A类网络中的最大主机数是2^16-2（减去主机号全0的网络地址，主机号全1的广播地址）
C类：
网络号占24位，但前面的3位(110)已经固定，只剩下21位可以进行分配。即可指派的网络号是2^21 -1个（C类网络地址192.0.0.0是不指派的，而可以指派的C类最小网络地址是192.0.1.0）
主机号占8位，每一个A类网络中的最大主机数是2^8-2（减去主机号全0的网络地址，主机号全1的广播地址）

私有网段

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子网掩码

IP范围

与10.110.12.29 mask 255.255.255.224 属于同一网段的主机IP 地址是 （）
A、10.110.12.0 B、10.110.12.30

C、10.110.12.31 D、10.110.12.32

IP数据报组成计算

已知一个IP数据报的总长度为4020字节(使用固定首部),需要分片为长度不超过1420字节的数据报片,试回答以下问题：

(1)请推算该IP数据报的分片过程,给出片数及各片的总长度、片偏移和MF标志位；

(2)假定被分片后的第三个数据报片经过某个网络时被再次分片,即划分为分片3-1(携带数据800字节)和分片3-2,请推算分片3-1和分片3-2的总长度,MF和片偏移?

(1)解答：
分片前数据部分长度：4020-20=4000字节，分片后每片数据不能超过：1420-20=1400字节。由于4000/1400=2.8…>2，因此该IP 数据报应该分3片；
前2片数据字段长度为1400B ；由于4000-1400*2=1200，第3片数据字段长度为1200B；
分片后每片的总长度依次为：1420B ，1420B ，1220B
片偏移的值分别是：0（0/8），175（1400/8），350（2800/8）
MF标志位依次为：1，1，0

(2)解答：
第三个数据报片经 过某个网络时被再次分片，则报片3-1的总长度为820（800+20）字节， 报片3-2的总长度为420（400+20）字节;
MF标志位依次为：1，0
片偏移的值分别是：350（2800/8），450（3600/8）

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路由聚合

有如下的4个/24地址块：

212.56.132.0/24，
212.56.133.0/24，
212.56.134.0/24，
212.56.135.0/24。

试进行最大可能的聚合。

答案：
由于四个地址块的前两个数字都相同，只需将每个地址块的第三个数字转换为二进制，如下：

212.56.100001 00.0，
212.56.100001 01.0，
212.56.100001 10.0，
212.56.100001 11.0，

由于四个地址块中的前22位相同，所以聚合后地址块的网络前缀为 212.56.100001，
所以聚合后的地址块为：212.56.10000100.00000000 也即：212.56.132.0/22

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集线器、交换机、路由器

超时重传时间的选择 引入

A记录下发送时刻和接收确认报文段时刻，这段时间就是报文段的往返时间RTT（0号报文段记为RTT0）。

如果将超时重传时间RTO的值设置的比RTT0的值小，会引起报文段不必要的重传（还没收到确认就重传了）。

如果将超时重传时间RTO的值设置的远大于RTT0的值，会使重传推迟的时间太长。

综上得出RTO应在范围。

TCP下层是复杂的互联网环境，发送的报文段会经过不同速率的局域网、每个IP数据报的转发路由可能不同，最终导致RTT不一样。如图，0号报文段得出的RTO不适用于1号报文段，会造成不必要的重传。因此超时重传时间RTO是个很复杂的问题。

计算超时重传时间RTO

当测量第一个RTT样本时，RTTs的值直接取为第一个RTT样本的值。以后每测量到一个RTT样本时，按公式计算新的RTTs值。

测量往返时间RTT的复杂性

这两例可看出，当发送方出现超时重传后，收到确认报文段时，是无法判断出该确认是对原报文段的确认还是对重传报文段的确认，也就无法准确测量出往返时间RTT，进而无法正确计算超时重传时间RTO。

Karn算法

1~超时重传之前用公式计算，而超时重传时新的RTO=2倍旧RTO

TCP 可靠传输

确认序号 = 2046，代表2045及其之前的所有内容已被接收，接下来希望收到的是2046序号段。

流量控制

swnd = min{cwnd, rwnd}

接收方通过每一次的ack来更新接收窗口，进而控制发送窗口，达到流量控制的目的。

所以要同时动态更新接收窗口、拥塞窗口的大小，因为他们对发送窗口的大小具有影响。此处由于题中没有提到慢开始门限值的信息，所以默认，拥塞窗口一直按照指数规律增长。

拥塞控制

坑点：题中问的是发送窗口 = min{拥塞窗口、接收窗口}

所以最后拥塞窗口为12KB时，但接收窗口恒为10KB，所以发送窗口取小者，选A

运输连接 三次握手

• 采用客户服务器模式。主动发起连接的是客户，被动等待连接的是服务器。
• 前两次握手完成后连接处于“半开启”状态。
• 第三次握手是为了避免已过期的连接请求到达服务器，导致建立新的连接。
• 过程图解：
  
  
  选C。前两次握手的SYN = 1.后两次握手的ACK = 1.因为后两次握手需要确认。

四次挥手

• 过程图解：
  

• 等待2MSL时间是为了使该连接上的所有报文段都 从网络中消失，防止迟到的报文段建立新的连接；同时应对最后一个ACK报文丢失的情况。