第5章 习题

答案：C

解析：端到端即进程到进程。物理层只提供节点之间的比特流传输服务，网络层提供主机到主机的通信服务，主要功能是路由选择。只有传输层提供端到端的透明传输、差错控制和流量控制。本题条件若换成 TCP/IP 模型，答案依然是传输层。

答案：B

解析：传输层提供的是端到端服务，为进程之间提供逻辑通信；网络层才是为主机之间提供逻辑通信。

答案：D

解析：面向连接服务是指通信双方在进行通信之前，要先建立一个完整的连接；在通信过程中，整个连接一直可以被实时地监控和管理；通信完毕后释放连接。面向连接的服务可以保证数据的可靠和顺序交付。

答案：D

解析：传输层的主要作用是在源主机进程和目的主机进程之间提供端到端的数据传输。一般来说，端到端通信是由一段段的点到点信道构成的，端到端协议建立在点到点协议的基础之上。

答案：D

解析：若一个协议使用确认机制对传输的数据进行确认，则可以认为它是一个可靠的协议；若一个协议采用“尽力而为”的传输方式，则是不可靠的。例如，TCP 对传输的报文段提供确认，因此是可靠的传输协议；而 UDP 不提供确认，因此是不可靠的传输协议。

答案：D

解析：要在互联网上唯一确定一个进程，就要使用 IP 地址和端口号的组合，通常称为套接字（Socket）：IP 地址确定某台主机，端口号确定该主机上的某进程。

答案：D

解析：熟知端口号的数值范围为 0～1023，登记端口号的数值范围是 1024～49151，客户端使用的端口号（短暂端口号）的数值范围是 49152～65535。

答案：D

解析：FTP 控制连接的端口是 21，数据连接的端口是 20，不是 24。TELNET 使用 23，SMTP 使用 25，HTTP 使用 80，均正确。

答案：A

解析：端口号只具有本地意义，即端口号只标识本计算机应用层中的各个进程。同一台计算机中的 TCP 和 UDP 分别拥有自己的端口号，它们互不干扰，因此 UDP 和 TCP 可以使用相同的端口号而共存于同一台主机。

答案：B

解析：传输层是 OSI 参考模型中的第 4 层，TCP 是面向连接的，它提供流量控制和拥塞控制，保证可靠的端到端（进程到进程）传输；UDP 是无连接的，既不进行流量控制也不进行拥塞控制。传输层提供的是端到端的传输，而非主机间的点到点传输，B 错误。

答案：B

解析：UDP 在网络层的 IP 基础之上增加了复用分用和有限的差错控制，IP 的特点是尽最大努力交付。UDP 在传送数据时没有流量控制机制，也没有确认机制，是一个不可靠的传输层协议。若网络应用使用 UDP 传输数据，则必须在传输层的上层即应用层提供可靠性的工作。

答案：B

解析：伪首部只是 在计算检验和时临时添加的，不计入 UDP 的长度。长度字段记录的是 UDP 数据报的长度（首部 + 数据），并不包括伪首部。伪首部包括源 IP 和目的 IP 等，这是 IP 分组报头的一部分。

答案：D

解析：UDP 数据报的格式包括 UDP 源端口号、UDP 目的端口号、UDP 报文长度和检验和四个字段，但不包括 UDP 数据报首部长度字段——因为 UDP 数据报首部长度是固定的 8B，所以没有必要再设置首部长度字段（对比 TCP 的数据偏移字段）。

答案：D

解析：长度字段记录 UDP 数据报的长度（包括首部和数据部分），以字节为单位，因此首部 8B + 数据部分长度 = 长度字段值。

答案：C

解析：虽然 UDP 和 IP 都是数据报协议，但是它们之间还是存在差别的。其中最大的差别是：IP 数据报只能找到目的主机而无法找到目的进程，UDP 提供端口功能及复用和分用功能，可以将数据报投递给对应的进程。

答案：D

解析：UDP 是不可靠的，所以没有数据的按序投递，排除 A；UDP 在 IP 层的数据报服务上增加了很少的一点功能，即复用和分用功能及差错检测功能，排除 B；显然 UDP 没有流量控制，排除 C；UDP 是传输层的无连接协议，D 正确。

答案：A

解析：接收端通过检验发现数据有差错，就直接丢弃该数据报，仅此而已。UDP 没有请求重传和差错校正机制。

答案：B

解析：UDP 检验和不是必需的，若不使用检验和，则将检验和字段设置为 0。而若检验和的计算结果恰好为 0，则将检验和字段置为全 1（全 1 的反码为 0，这样接收方就能区分“未计算检验和”与“计算结果为 0”两种情况）。

答案：B

解析：UDP 数据报的伪首部包含了 IP 地址信息，目的是通过数据检验保证 UDP 数据报正确到达目的主机。伪首部是临时添加的，只是为了计算检验和，既不向下传送，又不向上递交，因此源主机不会把伪首部发送给目的主机，B 错误。若检验出 UDP 数据报出错，则可以丢弃，也可以交付给上层，但是需要告诉上层这是错误的数据报。

答案：D

解析：UDP 的特点是开销小、时间性能好且易于实现。在客户/服务器模型中，它们之间的请求报文都很短，使用 UDP 不但编码简单，而且只需要很少的消息；远程调用使用 UDP 的理由和客户/服务器模型类似；对于实时多媒体应用，需要保证数据及时传送，而比例不大的错误是可以容忍的，所以使用 UDP 也是合适的，而且使用 UDP 可以实现多播。而远程登录需要依靠一个客户端到服务器的可靠连接，必须保证数据传输的正确性，使用 UDP 是不合适的。

答案：B

解析：UDP 数据字段长度为 9192B，UDP 首部长度为 8B，共 9200B。每个 IP 数据报片的最大长度为 1500B（以太网 MTU），减去 IP 首部 20B，剩下 1480B 用来存放 UDP 数据报的数据。因此需要将 UDP 数据报划分为 \(\lceil 9200/1480 \rceil = 7\) 个 IP 数据报片。

答案：C

解析：以太网 MAC 帧首部和尾部共 18B，网际层 IP 首部为 60B（采用最大首部长度），传输层 UDP 首部为 8B，总开销 \(18 + 60 + 8 = 86\)B。所以该应用层数据的传输效率为 \(200 \div (200 + 86) \approx 69.9\%\)。

答案：B

解析：不考虑 NAT 时，中间路由器只做逐跳转发，不会修改传输层和数据部分的内容。I（UDP 总长度）由 UDP 首部加应用层数据决定，传输过程中不变；II（UDP 检验和）覆盖伪首部（含源/目的 IP）、UDP 首部和数据，这些字段均未被中间节点修改，故检验和无须重新计算、保持不变；V（目的 IP 地址）是路由器转发的依据，整个传输过程中始终不变。因此 I、II、V 一定保持不变，选 B。III（FCS 帧检验序列）属于以太网帧的校验字段，每经过一台路由器都要重新封装帧并重新计算 FCS；IV（目的 MAC 地址）是链路层地址，每到一个新网段都被改为下一跳设备的 MAC 地址；VI（IP 检验和）因路由器每转发一次将 TTL 减 1、首部内容改变而必须重新计算，故 III、IV、VI 都会改变。

答案：B

解析：UDP 提供无连接服务（说法 I 正确），并在发送/接收时通过端口号实现复用与分用功能（说法 II 正确）。虽然 UDP 首部包含检验和字段用于差错检测，但其仅能发现传输错误并丢弃出错报文，不具备重传、确认等机制，无法保障可靠数据传输，可靠性需由应用层实现。因此说法 III 错误。

答案：B

解析：传输层的分用是指接收方根据报文首部信息将数据交付给正确的应用进程。UDP 使用目的端口号标识目标进程，是分用的关键依据。源端口号主要用于回信，非分用所必需；长度和检验和字段不参与进程寻址。

答案：C

解析：UDP 检验和的计算方法是二进制反码求和再取反。二进制反码求和的运算规则：① 从低位到高位逐列进行加法运算，0 和 0 相加得 0，0 和 1 相加得 1，1 和 1 相加得 0 并产生进位 1；② 若最高位相加后产生进位，则将该进位加到结果的最低位，该过程也称回卷。计算过程如下：

\[\begin{array}{r} 1011\,1001\,1011\,0110 \\ +\quad 0110\,0101\,1100\,0101 \\ \hline [1]\,0001\,1111\,0111\,1011 \end{array}\] 最高位产生了进位，最低位要加 1，得到 \(0001\,1111\,0111\,1100\)；最后一步要取反，得检验和 \(1110\,0000\,1000\,0011\)。

答案：B

解析：NAT 在转发内网主机 H 的 UDP 报文时，会修改 IP 数据报的源 IP 地址和 UDP 首部的源端口号（I 被修改），而目的端口号（II）保持不变。UDP 首部中的总长度（III）仅由 UDP 数据自身决定，未发生变化。但由于 UDP 检验和（IV）的计算包含伪首部（含源 IP 地址），当源 IP 被 NAT 替换后，必须重新计算检验和，因此 IV 被修改。综上，仅 I 和 IV 被修改。

答案：C

解析：因为面向连接的服务需要建立连接，且需要保证数据的有序性和正确性，所以它比无连接的服务开销大，而速度和效率方面也要比无连接的服务差一些，C 错误。A、B、D 均为面向连接服务的正确描述。

答案：C

解析：TCP 中端口号 80 标识 Web 服务器端的 HTTP 进程，客户端访问 Web 服务器的 HTTP 进程的端口号由客户端的操作系统动态分配。

答案：D

解析：客户端使用的端口号仅在客户进程运行时才动态地选择。应用进程通过端口号进行标识，端口号长度为 16 位。端口号只具有本地意义，不同计算机的相同端口号是没有联系的，因此局域网内的各台计算机完全可以使用相同的端口号，D 错误。

答案：D

解析：TCP 提供的是一对一全双工可靠的字节流服务，所以 TCP 并不支持广播（支持广播/多播的是 UDP）。

答案：C

解析：在 TCP 首部中没有目标主机 IP 地址，这是 IP 首部的字段。TCP 采用确认机制，并对错误或超时的分组进行重传，以保证数据的可靠性（比 UDP 开销大）。TCP 会根据网络的最大传输单元 MTU 和最大报文段长度 MSS 将消息分成适当大小的段，并在目标主机中进行重组。注意 B“强制重传错误分组”是 TCP 可靠传输的表现，属于其特性；而 C 是明显错误项。

答案：B

解析：TCP 报文段和 UDP 数据报都包含源端口、目的端口、检验和。因为 UDP 提供不可靠的传输服务，不需要对报文编号，所以不会有序号字段，而 TCP 提供可靠的传输服务，因此需要设置序号字段。目的 IP 地址属于 IP 数据报中的内容，两者首部都没有。

答案：D

解析：TCP 伪首部与 UDP 伪首部一样，包括 IP 分组首部的一部分。IP 首部中有一个协议字段，用于指明上层协议是 TCP 还是 UDP：17 代表 UDP，6 代表 TCP，所以选项 D 错误。对于选项 A，因为数据偏移字段的单位是 4B，所以当偏移取最大值时 TCP 首部长度为 \(15 \times 4 = 60\)B；由于使用填充，所以长度总是 4B 的倍数，选项 A、C 正确。

答案：B

解析：URG 是紧急位，其为 1 时表示报文段中有紧急数据，需要尽快发送。RST 是复位位，其为 1 时表示出现严重错误，必须释放连接，然后重新建立连接。ACK 是确认位，其为 1 时表示确认序号（ack）字段有效。FIN 为终止位，其为 1 时代表发送方请求释放单向连接，此时并没有完全释放连接，只有当接收方发送完数据并同样将 FIN 位置为 1 时才会释放连接。

答案：C

解析：TCP 报文段首部中窗口字段的值指的是自己的接收窗口的尺寸，用于告诉对方自己当前允许接收的数据量，从而实现流量控制。

答案：B

解析：TCP 使用滑动窗口机制来进行流量控制。在 ACK 应答信息中，TCP 在接收端用 ACK 加上接收方允许接收数据范围的最大值回送给发送方，发送方把这个最大值当作发送窗口值，表明发送端在未收到确认之前可以发送的最大字节数，即 2000B。窗口的单位是字节而不是报文段。

答案：C

解析：TCP 的确认序号是指明接收方下一次希望收到的报文段的数据部分第一个字节的编号。收到确认号 100，可以看出，前一个已收到的报文段的最后一个字节的编号为 99，所以选项 C 正确。报文段的序号是其数据部分第一个字节的编号。选项 A、B 不正确，因为有可能已收到的这个报文段的数据部分不止一个字节，则报文段的编号就不为 99，但可以说编号为 99 的字节已收到。

答案：A

解析：两端主机在发出建立 TCP 连接的请求时，会在 TCP 首部写入 MSS（最大报文段长度）选项，告诉对方自己的接口能够适应的 MSS 的大小，然后在二者之间选择一个较小的值投入使用，此后 TCP 将以 MSS 的大小对数据进行分割发送。MSS 是在三次握手时计算得出的。

答案：C

解析：TCP 让每个发送方仅发送正确数量的数据，保持网络资源被利用但又不会过载。为了避免网络拥塞和接收方缓冲区溢出，TCP 发送方在任意时刻可以发送的最大数据流是接收方允许的窗口和拥塞窗口中的最小值，即发送窗口 \(= \min\{rwnd, cwnd\}\)。

答案：D

解析：TCP 为每个连接设有一个持续计时器，只要发送方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。若计时器超时，则发送一个零窗口探测报文段，而对方就在确认这个探测报文段时给出现在的窗口值。若窗口值仍然为零，则发送方收到确认报文后就重新设置持续计时器。

答案：A

解析：在 40Gb/s 的线路上传送数据，每秒可传送 \(5\times10^9\)B 的数据，TCP 的序号字段有 32 位，共有 \(2^{32}\) 个不同的序号，则可发送的时间是 \(2^{32}/(5\times10^9) = 0.859\text{s} = 859\text{ms}\)。

答案：C

解析：拥塞窗口是发送端根据网络拥塞情况确定的窗口值，而不是接收端确定的，C 错误。接收端窗口 (rwnd) 是接收端通过 TCP 首部中的窗口字段通知发送方的；发送窗口取 rwnd 与 cwnd 中的较小者；慢开始阶段拥塞窗口按指数规律增长，A、B、D 均正确。

答案：C

解析：参与 TCP 连接的两个进程中的任何一个都能提出释放连接的请求，C 错误。TCP 连接建立需要三次握手，释放需要四次挥手，连接建立后双方进行全双工的字节流传输，A、B、D 均正确。

答案：①A　②C

解析：TCP 使用三次握手来建立连接：第一次握手时，A 发给 B 的 TCP 报文中应置其首部 SYN 位为 1，并选择序号 seq = \(X\)，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 \(X\)（① 选 A）；在第二次握手中，即 B 接收到报文后，发给 A 的确认报文段中应使 SYN = 1、ACK = 1，且确认号 ACK\(_{X+1}\) = 1（ACK 的下标为携带的序号），同时告诉自己选择的序号 seq = \(Y\)（② 选 C）。

答案：D

解析：在 TCP 的“三次握手”中，第二次握手是服务器对客户端连接请求的确认，同时也是服务器自己的连接请求，因此 SYN 和 ACK 均被置为 1。

答案：C

解析：TCP 采用三报文握手建立连接，其中第一个报文是 TCP 连接请求，第二个报文是对 TCP 连接请求的确认，第三个报文是对 TCP 连接请求确认的确认。

答案：B

解析：A 向 B 发送的第一个 SYN 段虽然不携带数据，但仍会消耗一个序号 211。A 向 B 发送的第 4 次挥手报文段的 seq 等于 985，说明之前发送的数据的序号为 212～984，因为在断开连接时发送的第一个 FIN 段会消耗一个序号，因此发送的总数据量为 \(984 - 212 + 1 = 772\)B。

答案：C

解析：在 A 发向 B 的报文中，seq 表示发送的报文段中数据部分的第一个字节在 A 的发送缓存区中的编号，ack 表示 A 期望收到的下一个报文段的数据部分的第一个字节在 B 的发送缓存区中的编号。因此，同一个报文段中的 seq 和 ack 的值是没有联系的。在 B 发给 A 的报文（捎带确认）中，seq 值应和 A 发向 B 的报文中的 ack 值相同，即 201；ack 值表示 B 期望下次收到 A 发出的报文段的第一个字节的编号，应是 \(200 + 2 = 202\)。

答案：B

解析：FIN 位用来释放一个连接，它表示本方已没有数据要传输。然而，在关闭一个连接后，对方还可以继续发送数据，所以还有可能接收到数据——即单方面释放了本方到对方方向的连接，本方不再发送数据，但仍可接收对方的数据。

答案：D

解析：客户向服务器发送 FIN 报文段 A，表示客户不再通过本连接向服务器发送数据，但服务器仍有可能继续向客户发送数据。假设服务器在发送 FIN 报文段 B 之前已向客户发送了 \(k\) 字节的数据，则报文段 B 中的 seq 值为 \(y + k\)，选项 A、B 错误。报文段 A 是客户通过本连接发给服务器的最后一个报文段，会消耗一个序号（注意，尽管协议未禁止 FIN 段携带数据，但主流的操作系统一般不允许其携带数据），因此报文段 B 中的 ack 值一定为 \(x + 1\)，选项 C 错误，选项 D 正确。

答案：C

解析：本题中，一个 TCP 报文的首部长度是 20B，一个 IP 数据报的首部长度也是 20B，再加上 60B 的数据，一个 IP 数据报的总长度为 100B，可知数据占 60%。

答案：C

解析：\(t\) 时刻 TCP 客户请求断开连接，发出连接释放 FIN 报文段；题目问的是最短时间，所以当 TCP 服务器收到 TCP 客户发来的 FIN 报文段后不再发送数据，因此同时发出确认 ACK 报文段和连接释放 FIN 报文段，即直接跳过 CLOSE-WAIT 状态；TCP 客户收到 FIN 报文段后必须发出确认；TCP 服务器收到确认后就进入 CLOSED 状态，共经历 1.5RTT。

答案：C

解析：甲选择的初始序号为 200，建立 TCP 连接的第一个报文段不能携带数据，但要消耗一个序号。甲给乙发送的第二个报文段（第三次握手）的序号是 201，该报文段可以携带数据，若不携带数据，则不消耗序号，题中该报文段不携带数据，因此下一个数据报文段的序号仍是 201。

答案：C

解析：A 的初始序号为 1666，建立连接的第一个报文段不携带数据，但要消耗一个序号。A 给 B 发送的第二个报文段的序号是 1667，该报文段不携带数据，因此不消耗序号。下一个数据报文段的序号仍是 1667，1000B 的序号范围是 1667～2666，所以 B 接收后发送给 A 的确认序号是 2667。

答案：C

解析：TCP 提供的是可靠的字节流传输服务，使用窗口机制进行流量控制与拥塞控制。TCP 的滑动窗口机制是面向字节的，因此窗口大小的单位为字节。假设发送窗口的大小为 \(N\)，这意味着发送端可以在没有收到确认的情况下连续发送 \(N\) 字节，即在收到一个确认之前可以发送 3000B。

答案：C

解析：乙仅正确接收到第 1 个和第 3 个段，所以乙下次期望收到第 2 个段，乙发送给甲的确认号即第 2 个段的序号。第 3 个段的序号为 1000，则第 2 个段的序号为 \(1000 - 300 = 700\)，所以确认序号为 700。

答案：C

解析：若在拥塞窗口为 34KB 时发生了超时事件，则慢开始门限值就被设定为 17KB，且 cwnd 重新设为 1KB。按照慢开始算法，第 1 个 RTT 后，cwnd = 2KB；第 2 个 RTT 后，cwnd = 4KB；第 3 个 RTT 后，cwnd = 8KB。当第 4 个 RTT 发出去的 8 个报文段的确认都收到后，cwnd = 16KB（此时还未超过慢开始门限值）。注意，题中“这些报文段均得到确认后”这句话很重要。

答案：A

解析：接收窗口等于 10KB。发生超时后，拥塞窗口重设为 1KB，经过 10RTT 后，拥塞窗口一定大于 10KB。但甲的发送窗口取拥塞窗口和接收窗口中的较小值，即 10KB。

答案：C

解析：在慢开始和拥塞避免算法中，拥塞窗口初始为 1，窗口大小开始按指数增长。当拥塞窗口大于慢开始门限后停止慢开始算法，改用拥塞避免算法。此处慢开始的门限值初始为 8，当拥塞窗口增大到 8 时改用拥塞避免算法，窗口大小按线性增长，每次增加 1 个报文段，当增加到 12 时，出现超时，重新设门限值为 6（12 的一半），拥塞窗口再重新设为 1，执行慢开始算法，到门限值 6 时执行拥塞避免算法。因此，拥塞窗口大小的变化为 1, 2, 4, 8, 9, 10, 11, 12, 1, 2, 4, 6, 7, 8, 9, …，其中第 13 次传输时（第 12 个传输轮次后）拥塞窗口的大小为 7。

答案：B

解析：当拥塞窗口小于 ssthresh 时，拥塞窗口以指数方式增长，拥塞窗口从 2KB 到 16KB 需经过 3RTT；超过 16KB 后，每经过 1RTT，拥塞窗口加 1MSS，所以从 16KB 到 20KB 经过了 2RTT。共经过 5RTT，RTT = 10ms，故经过 50ms 后甲的发送窗口第一次为 20KB。

答案：D

解析：在慢开始阶段，每收到一个对新报文段的确认，拥塞窗口就加 1，因此每经过 1RTT，拥塞窗口就加倍。在 \(t\) RTT 时刻到 \((t+1)\) RTT 时刻之间发送了 \(k\) 个数据段，因此在这个 RTT 后，拥塞窗口由 \(k\) 变为 \(2k\)，所以在下一个 RTT 内预期将发送 \(2k\) 个数据段。

答案：C

解析：超时发生时，新门限值通常设置为此时拥塞窗口值的一半，而不是旧门限值的一半，C 错误。TCP 刚建立连接时进入慢开始阶段，慢开始阶段拥塞窗口指数级增加，拥塞避免阶段拥塞窗口线性增加（每个 RTT 加 1 个 MSS），A、B、D 均正确。

答案：D

解析：条件“收到了 3 个冗余 ACK 报文”说明此时应执行快恢复算法：因此慢开始门限值设为 17KB，并且此时 cwnd 也被设为 17KB。第 1 个 RTT 后，cwnd = 18KB；第 2 个 RTT 后，cwnd = 19KB；第 3 个 RTT 后，cwnd = 20KB；第 4 个 RTT 后，发出的报文全部得到确认，cwnd 再增加 1KB，变为 21KB。注意 cwnd 的增加都发生在收到确认报文后。

答案：A

解析：本题中出现了拥塞窗口和接收端窗口，为了保证 B 的接收缓存不发生溢出，发送窗口应该取两者的最小值。先看拥塞窗口，由于慢开始门限值为 2KB，第 1 个 RTT 中 A 拥塞窗口为 4KB，按照拥塞避免算法，收到 B 的确认报文后，拥塞窗口增长为 5KB。再看接收端窗口，B 通过确认报文中窗口字段向 A 通知接收端窗口，则接收端窗口为 2KB。因此在下一次发送数据时，A 的发送窗口应该为 2KB，即 1RTT 内最多发送 2KB。所以选项 A 正确。

答案：B

解析：按照慢开始算法，发送窗口的初始值为拥塞窗口的初始值，即 MSS 的大小 2KB，然后依次增大为 4KB、8KB、16KB，然后是接收窗口的大小 24KB，即达到第一个完全窗口。因此达到第一个完全窗口所需要的时间为 4RTT = 40ms。

答案：B

解析：本题要求的是最小时间，且题目未给出拥塞窗口的门限值，所以拥塞窗口一直按指数增长是最快的。拥塞窗口从 1KB 增长到 8KB 需要 3 个 RTT，即 9ms，并在第 1 个 RTT 内发送 1KB，在第 2 个 RTT 内发送 2KB，在第 3 个 RTT 内发送 4KB，累积发送 \(1 + 2 + 4 = 7\)KB，这时乙的接收缓存还剩 \(16 - 7 = 9\)KB，此时的发送窗口 = min{拥塞窗口，接收窗口} = 8KB，所以选 B。

答案：D

解析：确认序列号表示接收方期望收到的下一个字节的序号。第一个段起始序号为 200，包含 300B 数据，序号范围 200～499；第二个段起始序号为 500，包含 500B 数据，序号范围 500～999。因此，乙正确接收后，期望的下一个字节序号为 1000，故返回的确认序列号为 1000。

答案：C

解析：超时发生时，将慢开始门限 ssthresh 设为当前拥塞窗口 cwnd 的一半，即 8KB，并将 cwnd 重置为 1KB。此后进入慢开始阶段：第 1 个 RTT 后 cwnd = 2KB，第 2 个 RTT 后 cwnd = 4KB，第 3 个 RTT 后 cwnd = 8KB（达到 ssthresh）。从第 4 个 RTT 开始转为拥塞避免算法，窗口线性增长，即每个 RTT 增加 1 个 MSS（1KB），因此第 4 个 RTT 结束时 cwnd = 8 + 1 = 9KB。

答案：A

解析：发送窗口的大小由接收窗口和拥塞窗口中的较小值决定。主机甲的拥塞窗口为 4000B，乙确认段通告的接收窗口为 2000B，因此发送窗口 = min{4000, 2000} = 2000B。甲已连续发送两个最大段（共 2000B），但仅第一个段被确认，说明第二个段（1000B）仍处于已发送未确认状态。因此，甲已使用的窗口为 1000B，还可发送的最大字节数 = 2000 − 1000 = 1000B。

答案：C

解析：在 TCP 三次握手中，当主机乙接受连接请求时，必须发送 SYN = 1 且 ACK = 1 的报文段。确认序号 ack 应为甲初始序号 seq = 11220 加 1，即 11221。乙的序号 seq 由其自行选择，与甲的序号无关，可为任意值。因此选项 C（SYN = 1, ACK = 1, seq = 11221, ack = 11221）符合要求。

答案：B

解析：TCP 段的序号字段表示该段数据部分第一个字节的序号。已知第 3 个段序号为 900，则第 2 个段的结束序号为 899，起始序号 = 900 − 400 = 500。主机乙仅收到第 1 段和第 3 段，未收到第 2 段（500～899），因此期望收到的下一个字节序号为 500，即确认序号为 500。

答案：B

解析：乙发送给甲的 TCP 段中，序号 seq = 1913 表示其数据从字节编号 1913 开始，有效载荷为 100B，故覆盖 1913～2012；确认序号 ack = 2046 表示乙已成功接收甲发送的序号至 2045 的所有数据，期望下个字节为 2046。甲成功收到后，在立即回复的 TCP 段中，seq 应置为 2046（发送的第一个字节序号），ack 应置为 2013（期待乙发送的下一个字节序号，即 2012 + 1 = 2013）。

答案：A

解析：\(t\) 时刻发生超时，将慢开始门限 ssthresh 设为 8KB/2 = 4KB，并将拥塞窗口 cwnd 重置为 1KB。接收窗口恒为 10KB，因此发送窗口 = min{cwnd, 10KB}。经历 10RTT 后，拥塞窗口的大小（单位为 KB）依次为 2, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10, 11, 12。由于接收窗口限制为 10KB，最终发送窗口为 10KB。实际上，由于发送窗口必然总小于或等于 10KB，四个选项中只有选项 A 符合条件。

答案：A

解析：发送窗口 = min{接收窗口，拥塞窗口}。乙的接收缓存为 16KB 且不被取走数据，因此接收窗口随接收数据递减。甲按慢开始发送：第 1RTT 发 1KB，累计 1KB；第 2RTT 发 2KB，累计 3KB；第 3RTT 发 4KB，累计 7KB；第 4RTT 发 8KB，累计 15KB。此时乙的缓存剩余 1KB，接收窗口 = 1KB。拥塞窗口此时为 16KB，故发送窗口 = min{16KB, 1KB} = 1KB。

答案：A

解析：接收缓存为 64KB，远大于目标窗口 32KB，因此发送窗口由拥塞窗口决定。TCP 慢开始阶段，初始拥塞窗口 cwnd = 1KB（1MSS），每经过 1RTT，cwnd 翻倍：1KB→2KB→4KB→8KB→16KB→32KB，共需 5RTT。每个 RTT = 5ms，总时间 = 5×5ms = 25ms。

答案：C

解析：TCP 快速重传机制规定：当发送方收到对同一报文段的 3 个重复确认（冗余 ACK）时，立即重传丢失段。\(t_0\) 时刻首次收到 ack_seq = 100 的确认段，不计入冗余；\(t_1\)、\(t_2\)、\(t_3\) 连续收到三个相同的 ack_seq = 100，构成 3 个重复 ACK，因此在 \(t_3\) 时刻触发快速重传，重新发送 seq = 100 的段。

答案：D

解析：三次握手过程：甲发 SYN（seq = 2018）；乙回 SYN + ACK（seq = 2046, ack = 2019）；甲再发 ACK。第三次握手的确认序号应为乙的初始序号加 1，即 2046 + 1 = 2047。

答案：D

解析：由于慢开始门限 ssthresh 可按需设置，为求拥塞窗口 cwnd 从 8KB 增长到 32KB 所需的最长时间，可将 ssthresh 设置小于或等于 8KB，即始终处于拥塞避免阶段：cwnd 从 8KB 增至 32KB，需增加 24KB，每经过一个 RTT，cwnd 加 1KB，故需 24 个 RTT，总时间为 24×2ms = 48ms。

答案：C

解析：TCP 规定：SYN 段虽不携带数据，但要消耗一个序号，因此数据传输阶段所用的起始序号为 1000 + 1 = 1001。FIN 段也要消耗一个序号，因此已发送数据的最后一个字节序号为 5001 − 1 = 5000。因此已发送应用层数据字节数为 \(5000 - 1001 + 1 = 4000\)B。

答案：B

解析：TCP 客户主动关闭连接：发 FIN 后进入 FIN_WAIT_1 状态；收到服务器 ACK 后进入 FIN_WAIT_2 状态；收到服务器 FIN 后，客户发 ACK 后进入 TIME_WAIT 状态；经过 2MSL 时间后才进入 CLOSED 状态。因此，当客户收到服务器 FIN 并发送 ACK 后，其状态为 TIME_WAIT。

答案：D

解析：UDP 首部固定为 8B，传输 12B 应用层数据时总长度 = 12 + 8 = 20B，有效载荷传输效率 = 12/20 = 60%。TCP 首部最短为 20B，总长度 = 12 + 20 = 32B，有效载荷传输效率为 12/32 = 37.5%。

答案：C

解析：甲在 \(t_0\) 发送 seq = 501、200B 数据的段，覆盖 501～700。\(t_1\) 收到乙的确认段：ack_seq = 501（表示序号 501 之前已接收），rcvwnd = 500B（表示从 501 起可接收 500B 数据）。甲已发送 200B（501～700），故在未收到新的确认前，甲还可继续发送 \(500 - 200 = 300\)B，对应序号 701～1000。

答案：C

解析：时刻 0 发生超时，将慢开始门限值 ssthresh 设为 16KB/2 = 8KB，拥塞窗口 cwnd 重置为 1KB。执行慢开始算法：cwnd 指数增长，经过 3RTT，达到 ssthresh（8KB）；随后执行拥塞避免算法：cwnd 线性增长，再经过 8RTT，达到 16KB。共需 11RTT。拥塞窗口的变化如下表所示：

时刻	0	1	2	3	4	5	6	7	8	9	10	11
拥塞窗口	1	2	4	8	9	10	11	12	13	14	15	16

答案：D

解析：题目问的是最少时间，因此当服务器 S 收到客户 C 发的 FIN 后不再传输数据，而立即返回 ACK 和 FIN。客户 C 主动关闭：C 发 FIN（0ms）→ S 在 0.5RTT（25ms）收到后立即返回 ACK + FIN（因无数据待发）→ C 在 1RTT（50ms）收到 S 的 ACK + FIN 后，发送 ACK 并启动 2MSL 计时器。C 进入 CLOSED 状态至少需 \(50\text{ms} + 2\times800\text{ms} = 1650\text{ms}\)。S 在收到 C 对 FIN 的 ACK 后即进入 CLOSED 状态，该 ACK 在 C 发 FIN 后 \(1.5\text{RTT} = 75\text{ms}\) 到达 S，故 S 至少需 75ms。

答案：D

解析：TCP 连接建立的前两次握手耗时 1RTT。第三次握手段可携带 1000B 数据（或与数据段合并发送），H 收到确认后，拥塞窗口增长至 2000B，因此第 3 个 RTT 内，可发送剩余 2000B 数据，至此数据传输完毕。第 4 个 RTT 开始时，H 向服务器发送 FIN 请求断开连接。题目问的是最少时间，因此服务器收到 FIN 后不再发送数据，并立即回复 ACK + FIN。第 4 个 RTT 结束时，H 收到服务器的 FIN，等待 2MSL 时间（60s）后进入 CLOSED 状态，总时间为 \(40\text{ms} + 60\text{s} = 60.04\text{s}\)。

答案：A

解析：甲收到确认段（ack_seq = 3001），表明序号 2001～3000 的 1000B 数据已接收。由于当前拥塞窗口小于阈值，处于慢启动阶段，每收到一个 ACK，拥塞窗口加 1 个 MSS，故由 2000B 增至 3000B。接收窗口为 4000B。因此发送窗口 = min{3000, 4000} = 3000B。此时甲已发送但尚未确认的数据为序号 3001～4000（1000B），故可用窗口为 \(3000 - 1000 = 2000\)B，还可发送 2 个 TCP 段。

答案：B

解析：UDP 是无连接的，客户发送请求后服务器直接返回应答，整个过程需约 1RTT，因此 UDP 的最少时间为 8ms。TCP 需先通过三次握手建立连接：客户发送 SYN，服务器回复 SYN-ACK，客户再发送 ACK（可携带应用请求）。从客户发送 SYN 起，到服务器收到请求共经历 1.5RTT，服务器响应后，再经 0.5RTT 返回客户，总计 2RTT。因此 TCP 的最少时间为 16ms。

解答：仅仅使用 IP 分组还不够。IP 分组包含 IP 地址，该地址指定一个目的机器。一旦这样的分组到达目的机器，网络控制程序如何知道把它交给哪个进程呢？UDP 分组包含一个目的端口，这一信息是必需的，因为有了它，分组才能被投递给正确的进程。此外，UDP 可以对数据报做包括数据段在内的差错检测，而 IP 只对其首部做差错检测。

解答：TCP 需要建立连接和维护状态，提供了确认、重传、拥塞控制等机制，虽然保证了传输的可靠性，但也增加了网络延迟和开销，还会导致报文的失序、重复等现象，影响实时语音数据的实时性、连贯性和清晰度。实时音频/视频传输，不宜重传，可容忍少量数据的丢失或出错，但不允许有太大的时延，因此适合使用 UDP。UDP 不需要建立连接，没有重传机制，不保证可靠交付，因此不适合可靠性要求高的应用，在传送数据文件时可能会丢失数据。对于可靠性要求高但实时性要求低的应用，如文件传输、电子邮件等，适合使用 TCP。

解答：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。

解答：

(1) 第 1、2 个字节为源端口，即 F7 21，转换成十进制数为 63265。第 3、4 个字节为目的端口，即 00 45，转换成十进制数为 69。第 5、6 个字节为 UDP 长度（包含首部和数据部分），即 00 2C，转换成十进制数为 44，数据报总长度为 44B，数据部分长度为 \(44 - 8 = 36\)B。

(2) 由 (1) 可知，该 UDP 数据报的源端口号为 63265，目的端口号为 69，前一个为客户端使用的端口号，后一个为熟知的 TFTP 的端口，可知该数据报是客户发给服务器的。

解答：UDP 数据报全长 = 数据字段 8192B + UDP 首部 8B = 8200B。以太网 MTU 为 1500B，IP 数据报无选项时 IP 首部为 20B，因此每个 IP 分片最多携带 \(1500 - 20 = 1480\)B 的数据。以 1480B 为单位对 8200B 进行划分：\(8200 = 1480 \times 5 + 800\)，共需 6 个 IP 数据报片。

各分片的数据字段长度依次为 1480B、1480B、1480B、1480B、1480B、800B（最后一片 800B）。

片偏移以 8B 为单位，各分片的片偏移字段值依次为：

第 1 片：\(0 \div 8 = 0\)；第 2 片：\(1480 \div 8 = 185\)；第 3 片：\(2960 \div 8 = 370\)；第 4 片：\(4440 \div 8 = 555\)；第 5 片：\(5920 \div 8 = 740\)；第 6 片：\(7400 \div 8 = 925\)。

即片偏移依次为 0、185、370、555、740、925。

解答：这是因为发送方可能还未重传时，就收到了对更高序号的确认。例如主机 A 连续发送两个报文段（SEQ = 92，DATA 共 8B）和（SEQ = 100，DATA 共 20B），均正确到达主机 B。B 连续发送两个确认（ACK = 100 和 ACK = 120），但前一个确认在传输时丢失。例如 A 在第一个报文段（SEQ = 92，DATA 共 8B）超时之前收到了对第二个报文段的确认（ACK = 120），此时 A 知道，119 号和在 119 号之前的所有字节均已被子 B 正确接收，因此 A 不会再重传第一个报文段。

解答：第一种方法将失序报文段丢弃，会引起被丢弃报文段的重复传送，增加对网络带宽的消耗，但由于用不着将该报文段暂存，可避免对接收方缓冲区的占用。

第二种方法先将失序报文段暂存于接收缓存，待所缺序号的报文段收齐后再一起上交应用层；这样可以减少发送方的重传次数，减少对网络带宽的消耗，但增加了接收方缓冲区的开销。

解答：TCP 报文段的序号是指其数据部分的第一个字节的序号。因此第一个报文段的序号是 10010，序号范围 10010～11009；第二个报文段的序号是 \(10010 + 1000 = 11010\)，序号范围 11010～12009；第三个报文段的序号为 \(11010 + 1000 = 12010\)，序号范围 12010～13209。

解答：最大数据传输速率表明在 1RTT 内将窗口中的字节全部发送完毕。在平均往返时间 20ms 内，发送的最大数据量为最大窗口值，即 \(64 \times 1024\)B：

$$64 \times 1024 \times 8 \div (20 \times 10^{-3}) \approx 26.2\text{Mb/s}$$

因此，所能得到的最大数据传输速率是 26.2Mb/s。

解答：发送方发出一个报文所需的时间 = 报文长度 ÷ 信道带宽 = \(1000 \times 8 \div (100 \times 10^6) = 0.08\)ms（注意单位转换）。发送方发出一个窗口的第一个报文到收到该报文的确认报文所需的时间 = 0.08 + RTT = 0.08 + 2×端到端时延 = 40.08ms。发出一个窗口的所有报文所需的时间 = \(60 \times 0.08\text{ms} = 4.8\)ms。在 40.08ms 时间内，发送方可以连续发出一个窗口的所有报文，若所有报文都正确到达接收方，则所能达到的平均数据传输速率为 \(1000 \times 60 \times 8 \div (40.08 \times 10^{-3}) \approx 11.98\)Mb/s。

信道利用率 = 平均数据传输速率 ÷ 信道带宽（最大数据传输速率）= \(11.98/100 = 11.98\%\)。

解答：

(1) TCP 报文段的序号是指其数据部分的第一个字节的编号。因此第一个报文段中的数据有 \(120 - 90 = 30\)B，第二个报文段中的数据有 \(150 - 120 = 30\)B。

(2) 因为 TCP 使用累积确认策略，所以当第二个报文段丢失后，第三个报文段就成了失序报文，B 期望收到的下一个报文段是序号为 120 的报文段，所以确认序号为 120。

解答：最大段长是 2KB，初始的拥塞窗口是 2KB，经过前 3 个 RTT 后拥塞窗口依次变为 4KB、8KB 和 16KB，经过第 4 个 RTT 后拥塞窗口变为 32KB（大于接收窗口 24KB），所以此时发送窗口取 24KB，即第一个完全窗口。\(10\text{ms} \times 4 = 40\text{ms}\)，因此需要 40ms 才能发送第一个完全窗口。

解答：在慢开始和拥塞避免算法中，拥塞窗口初始为 1，窗口大小开始按指数增长。当拥塞窗口大于慢开始门限后停止慢开始算法，改用拥塞避免算法。此处慢开始的门限值初始为 12，当拥塞窗口增大到 12 时改用拥塞避免算法，窗口大小按线性增长，每次增加 1 个报文段，当增加到 16 时，出现超时，重新设门限值为 8（16 的一半），拥塞窗口再重新设为 1，执行慢开始算法，到门限值 8 时执行拥塞避免算法。

这样，拥塞窗口的变化就为 1, 2, 4, 8, 12, 13, 14, 15, 16, 1, 2, 4, 8, 9, 10, 11, 12, 13, 14, 15, 16, …。可见从出现超时时拥塞窗口为 16 到恢复拥塞窗口大小为 16，需要的往返时延次数是 11。注意，发现超时时，拥塞窗口从 16 变为 1 是立即进行的，不会间隔 1RTT。

解答：目标在 120s 内最多发送 \(2^{32}\)B（序号为 32 位），即 35791394B/s 的载荷。TCP 报文段载荷是 1500B，因此可以发送 23861 个报文段。TCP 开销是 20B，IP 开销是 20B，以太网开销是 26B（18B 的首部和尾部、7B 的前同步码、1B 的帧开始定界符）。这就意味着对于 1500B 的载荷，必须发送 1566B。\(1566 \times 8 \times 23861 \approx 299\)Mb/s，因此允许的最快线路速度是 299Mb/s。当比这一速度更快时，就存在同一时段内不同 TCP 报文段具有相同序号的风险。

解答：来回路程的时延 = \(128\text{ms} \times 2 = 256\)ms。设窗口值为 \(X\)（注意：单位为字节）。

假定一次最大发送量等于窗口值，且发送时间等于 256ms，则每发送一次都得停下来期待再次得到下一个窗口的确认，以得到新的发送许可。这样，发送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 128kb/s：

$$X \div (128 \times 2 \times 1000) = 256 \times 0.001 \quad\Rightarrow\quad X = 256 \times 1000 \times 256 \times 0.001 \div 8 = 256 \times 32 = 8192$$

所以，窗口值为 8192B。

解答：在 TCP 的拥塞控制算法中，除使用慢开始的接收窗口和拥塞窗口外，还使用第 3 个参数，即门限值。发生超时的时候，该门限值被设置成当前拥塞窗口值的一半即 9KB，而拥塞窗口则重置成一个最大报文段长。然后使用慢开始的算法决定网络可以接受的进发量，一直增长到门限值为止。从这一点开始，成功的传输线性地增加拥塞窗口，即每次进发传输后只增加一个最大报文段，而不是每个报文段传输后都增加一个最大报文段的窗口值。现在由于发生了超时，下一次传输将是 1 个最大报文段，然后是 2 个、4 个和 8 个最大报文段，第四次发送成功，且门限为 9KB，所以在 4 次进发量传输后，拥塞窗口将增加为 9KB。

解答：

(1) 源端口号为第 1、2 个字节，即 0D 28，转换为十进制数为 3368。目的端口号为第 3、4 个字节，即 00 15，转换为十进制数为 21。

(2) 第 5～8 个字节为序号，即 50 5F A9 06。第 9～12 个字节为确认序号，即 00 00 00 00，也即十进制数 0。

(3) 第 13 个字节的前 4 位为 TCP 首部的长度，这里的值是 7（以 4B 为单位），因此乘以 4 后得到 TCP 首部的长度为 28B，说明该 TCP 首部还有 8B 的选项数据。

(4) 根据目的端口是 21 可知这是一条 FTP 连接，而 TCP 的状态则需要分析第 14 个字节。第 14 个字节的值为 02，即 SYN 置为 1，而且 ACK = 0 表示该数据段没有捎带的确认，这说明是第一次握手时发出的 TCP 连接。

解答：

(1) 由图 1 看出，源 IP 地址为 IP 分组头的第 13～16 个字节。在表 1 中，1、3、4 号分组的源 IP 地址均为 192.168.0.8（c0 a8 00 08H），所以 1、3、4 号分组是由 H 发送的。再观察 1、3、4 号分组的标识字段，分别是 9b、9c、9d，标识字段是一个计数器，每产生一个数据报就加 1，这也说明主机 H 先后发送了 1, 3, 4 号分组。

在表 1 中，1 号分组封装的 TCP 段的 SYN = 1，ACK = 0，seq = 846b 41c5H；2 号分组封装的 TCP 段的 SYN = 1，ACK = 1，seq = e059 9fefH，ack = 846b 41c6H；3 号分组封装的 TCP 段的 ACK = 1，seq = 846b 41c6H，ack = e059 9ff0H，所以 1、2、3 号分组完成了 TCP 连接的建立过程。

由于快速以太网数据帧有效载荷的最小长度为 46B，表 1 中 3、5 号分组的总长度为 40（28H）字节，小于 46B，其余分组总长度均大于 46B。所以 3、5 号分组通过快速以太网传输时需要填充。

(2) 由 3 号分组封装的 TCP 段可知，发送应用层数据初始序号为 seq = 846b 41c6H，由 5 号分组封装的 TCP 段可知，ack 为 seq = 846b 41d6H，所以 S 已经收到的应用层数据的字节数为 846b 41d6H − 846b 41c6H = 10H = 16B。

(3) 因为 S 发出的 IP 分组的标识 = 6811H，所以该分组所对应的是表 1 中的 5 号分组。S 发出的 IP 分组的 TTL = 40H = 64，5 号分组的 TTL = 31H = 49，\(64 - 49 = 15\)，所以可以推断该 IP 分组到达 H 时经过了 15 个路由器。

解答：

(1) 第二次握手报文段的 SYN = 1，ACK = 1。确认序号是第一次握手报文段的序号 + 1 = 101。

(2) 因为 S 的 TCP 接收缓存仅有数据存入而无数据取出，当 S 收到第 8 个段时接收缓存还剩 12KB，所以 H3 收到的第 8 个确认段所通告的接收窗口是 12KB。在慢开始阶段，每收到一个对新报文段的确认，拥塞窗口就加 1，当收到对第 8 个报文段的确认后，H3 的拥塞窗口变为 9KB。H3 的发送窗口取接收窗口和拥塞窗口的最小值，即 9KB。

(3) H3 的发送窗口等于 0 时，下一个待发送段的序号是 \(20\text{K} + 101 = 20 \times 1024 + 101 = 20581\)。H3 从发送第 1 个段到发送窗口等于 0 时刻为止，共耗费了 5RTT（每个 RTT 传输的数据量依次为 1KB、2KB、4KB、8KB、5KB），平均数据传输速率是 \(20\text{KB} \div (5 \times 200\text{ms}) = 20 \times 1024 \times 8\text{b/s} = 163.84\text{kb/s}\)。

(4) \(t\) 时刻 H3 请求断开连接，发出连接释放 FIN 报文段；S 收到后，最短时间的情况是 S 已没有要发送的数据，所以同时发出确认 ACK 报文段和连接释放 FIN 报文段，即 S 直接跳过 CLOSE-WAIT 状态；H3 收到 FIN 报文段后必须发出确认，S 收到确认后进入 CLOSED 状态，共经历 1.5RTT，因此 S 释放该连接的最短时间是 \(1.5 \times 200\text{ms} = 300\text{ms}\)。