1、 DNS的作用，概念，服务器。6-02 6-03
域名系统（DNS）是互联网使用的命名系统，用来便于人们使用的机器名字转换为IP地址。
6-02域名系统的主要功能是什么﹖域名系统中的本地域名服务器、根域名服务器、顶级域名服务器以及权限域名权服务器有何区别?
域名系统的主要功能：将域名解析为主机能识别的IP 地址。
因特网上的域名服务器系统也是按照域名的层次来安排的。每一个域名服务器都只对域名体系中的一部分进行管辖。共有三种不同类型的域名服务器。即本地域名服务器、根域名服务器、授权域名服务器。
当一个本地域名服务器不能立即回答某个主机的查询时，该本地域名服务器就以DNS 客户的身份向某一个根域名服务器查询。 若根域名服务器有被查询主机的信息，就发送DNS 回答报文给本地域名服务器，然后本地域名服务器再回答发起查询的主机。 但当根域名服务器没有被查询的主机的信息时，它一定知道某个保存有被查询的主机名字映射的授权域名服务器的IP 地址。
通常根域名服务器用来管辖顶级域。根域名服务器并不直接对顶级域下面所属的所有的域名进行转换，但它一定能够找到下面的所有二级域名的域名服务器。
每一个主机都必须在授权域名服务器处注册登记。通常，一个主机的授权域名服务器就是它的主机ISP 的一个域名服务器。授权域名服务器总是能够将其管辖的主机名转换为该主机的IP 地址。因特网允许各个单位根据本单位的具体情况将本域名划分为若干个域名服务器管辖区。一般就在各管辖区中设置相应的授权域名服务器。
6-03举例说明域名转换的过程。域名服务器中的高速缓存的作用是什么﹖
答:(1)把不方便记忆的IP地址转换为方便记忆的域名地址。
(2作用:可大大减轻根域名服务器的负荷，使因特网上的 DNS查询请求和回答报文的数量大为减少。
2、 网络协议的三要素 1-22
1-22网络协议的三个要素是什么?各有什么含义?
答:网络协议:为进行网络中的数据交换而建立的规则、标准或约定。由以下三个要素组成:
(1）语法：即数据与控制信息的结构或格式。
(2）语义：即需要发出何种控制信息，完成何种动作以及做出何种响应。
(3）同步：即事件实现顺序的详细说明。
3、 关于CRC协议的计算 二进制除法。3-07
3-07要发送的数据为1101011011。采用CRC的生成多项式是P(X)=X^4+X+1。试求应添加在数据后面的余数。
数据在传输过程中最后一个1变成了0，即1101011010，问接收端能否发现﹖
若数据在传输过程中最后两个Ⅰ都变成了0，即1101011000，问接收端能否发现﹖
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:作二进制除法，1101011011 0000 10011得余数1110，添加的检验序列是1110。作二进制除法，两种错误均可发现。仅仅采用了CRC检验，缺重传机制，数据链路层的传输还不是可靠的传输。
3-08 要发送的数据为101110。采用CRCD生成多项式是Р(X)=X3+1。试求应添加在数据后面的余数。
答:作二进制除法，10111000010011 添加在数据后面的余数是011
4、 TCP计时器有哪几类，作用是什么？
TCP传输控制协议。
TCP协议通常包含4种计时器：重传计时器、持续计时器、保活计时器和时间等待计时器。
超时定时器(timeout timer)：当发送方发出报文段后，就启动超时定时器，如果在规定时间内没有收到对端发来的确认，就重传已发送过的报文段。
作用：实现超时重传的功能，提高 TCP 的传输可靠性，确保对方收到，并返回确认。
持续计时器(persistence timer)：当 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知时，就启动持续计时器。
作用：为了解决当滑动窗口为零时而可能出现的死锁问题。
时间等待计时器(TIME-WAIT timer)：主动发起连接释放的一方处于 TIME-WAIT 状态时，启动该计时器，等待2MSL的时间后才能进入到CLOSED状态。因此，该计时器也称为 2MSL计时器。
作用：在连接释放的过程中，确保对端有足够的时间收到最后一个ACK确认报文段，从而使TCP连接能够正常断开。
保活定时器(keepalive timer)：用于检测一个空闲的 TCP 连接是否仍然是保持着连接的状态。
作用：在一条TCP连接中，通信双方长时间没有数据传输的情况下，检测对端是否还活着。
5、 比特宽度 1-35 1-30 1-31 1-32
2.1 时延
时延包括四大类
|
名称 |
描述 |
计算公式 |
|
发送时延 |
数据从主机到信道上所用的时间 |
发送的数据长度/发送速率（带宽） |
|
传播时延 |
数据在信道上传播所花费的时间 |
信道长度/电磁波在信道上传播的速率 |
|
排队时延 |
数据在路由器前等待前面数据处理的时间 |
|
|
处理时延 |
数据在路由器中处理需求的时间 |
|
使用高速链路(提高网速)，只能减小发送时延，无法减少其他三个时延
2.2 时延带宽积 链路上有多少比特的数据
公式：时延带宽积=传播时延x带宽
2.3往返时延RTT
发送端发送数据开始，到发送端收到来自接收端的确认（接收端收到数据后便立即发送确认），总共经历的时延
RTT=传播时延x2+处理时间(有时可能直接忽略)
2.4 宽度
以距离为横坐标：宽度=链路长度/带宽时延积=1bit*传输速率/带宽
以时间为横坐标：宽度=1bit/发送速率（带宽）
1-35 主机A向主机B连续传送一个600 000bit的文件。A和B之间有一条带宽为1Mbit/s的链路相连，距离为5000km，在此链路上的传播速率为2.5*10^8m/s。
（1）链路上的比特数目的最大值是多少？
（2）链路上每比特的宽度（以米来计算）是多少？
（3）若想把链路上每比特的宽度变为5000km（即整条链路的长度），这时应把发送速率调到什么数值?
(1) 解：带宽时延积（区分于时延带宽积）=带宽×(距离/传播速率）=1Mbit/s×（5000KM/2.5
*10^8m/s）= 20000 bits, 则最大比特数目为20000 个。
(2)链路上每比特的宽度是多少？
解：宽度=链路长度/带宽时延积=5000000/2.5*10^8=250m
(3)若想把链路上每比特的宽度变为5000KM，这时应把发送速率调整到什么数值？
解：宽度=链路长度/带宽时延积; 则带宽时延积=1bits。
带宽时延积=带宽×(距离/传播速率)=带宽×0.02s=1bits；则带宽=50bit/s，即发送速率为50bit/s
1-30 有一个点对点链路，长度为20000km，数据发送的速率是1kbit/s，要发送的数据100bit。数据在此链路上的传播速度为2×10^8m/s。假定我们可以看见线路上传输的比特，试画出我们看到的线路上的比特（画两个图，一个在100bit刚刚发送时，一个是再经过0.05s后）
100bit的发送时延=100/1000=0.1s
传播时延=2x10^7/2x10^8=0.1s
所以，100bit发送完时，第一个比特刚好到达终点，再经过0.05秒，线路上还剩50bit,图如下
1-31.条件同上题。但数据的发送速率改为1Mbit/s。和上题的结果相比较,你可以得出什么结论?
答：发送速率=1Mbit/s，经过发送时间0.0001s，数据发送完成。
再经过0.05s,最后一个比特传播距离2*10^8×0.05= 10000km，即走到线路的一半。
发送速率提升可以弥补信息传输中信息传输中断的问题。
1-32.以1 Gbit/s的速率发送数据。试问在以距离或时间为横坐标时,一个比特的宽度分别是多少?
距离: 1bit×2×10^8m/s(在光纤中的速率)/1Gbit/s=0.2m
时间：1bit/1Gbit/s=1^10-6s
6、 二三重地址的区别，为什么使用这两种不同的地址？4-07
二重mac/物理地址；三重ip地址
4-07 试说明IP地址和MAC地址的区别，为什么要使用这两种不同的地址？
IP地址是给每个连接在因特网上的主机(或路由器)分配一个在全世界范围是唯一的32位的标识符，从而把整个因特网看成为一个单一的、抽象的网络在实际网络的链路.上传送数据帧时，最终还是必须使用硬件地址。
MAC地址在一定程度上与硬件一致，基于物理、能够标识具体的链路通信对象、IP地址给予逻辑域的划分、不受硬件限制。
7、 IP地址聚合 4-22
26.有如下的4个/24地址块，试进行最大可能性的聚合。
212.56.132.0/24
212.56.133.0/24
212.56.134.0/24
212.56.135.0/24
聚合的CIDR地址块是：212.56.132.0/22
8、 UDP数据报分片 每片长度5-12 5-13 flag三位 IP数据报报头切片
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。
9、 给了一个网络的拓扑结构，画出对应路由表。四个网段 三个路由器 经过几个路由器
10、端口的作用是什么？为什么端口需要被划分为3种？
端口的作用是使运行不同操作系统的计算机的应用进程能够互相通信。在服务器使用的端口中，必须为熟知的应用分配熟知的端口号，必须为没有熟知端口号的应用登记端口号以免重复，还有在客户端使用的端口号，因此需划分为三种。
11、IP数据报的报头，如何被切成若干个数据段4-20 4-25
4-20一个数据报长度为4000字节（固定首部长度)。现在经过一个网络传送，但此网络能够传送的最大数据长度为1500字节。试问应当划分为几个短些的数据报片﹖各数据报片的数据字段长度、片偏移字段和MF标志应为何数值?IP数据报固定首部长度为20字节
|
|
总长度(字节) |
数据长度(字节) |
MF |
片偏移 |
|
原始数据报 |
4000 |
3980 |
0 |
0 |
|
数据报1 |
1500 |
1480 |
1 |
0 |
|
数据报2 |
1500 |
1480 |
1 |
185 |
|
数据报3 |
1040 |
1020 |
0 |
370 |
4-25.一个自治系统分配到的IP地址块为30.138.118/23，并包含有5个局域网，其连接图如图所示，每个局域网上的主机数分别标注。试给出每一个局域网的地址块。
答：分配网络前缀时应该先分配地址数较多的前缀。LAN1应该至少有3台主机。这题就看 LAN 上面有几个主机,需要留几个主机位够自己网络中的主机进行使用,答案并不唯一,我只写了其中的一种。
LAN1:30.138.119.192./29
LAN2:30.138.119.0/25
LAN3:30.138.118.0/24
LAN4:30.138.119.200/29
LAN5:30.138.119.128/26
/29:LAN1,LAN4各有8个IP地址
/26:LAN5有64个地址
/25:LAN2有128个地址
/24:LAN3有256个地址
12、RIP协议 4-37
37.假定网络中得路由器B的路由表有如下项目。
|
目的网络 |
距离 |
下一跳路由器 |
|
N1 |
7 |
A |
|
N2 |
2 |
C |
|
N6 |
8 |
F |
|
N8 |
4 |
E |
|
N9 |
4 |
F |
现在B收到从C发来的路由信息如下表。
|
目的网络 |
距离 |
|
N2 |
4 |
|
N3 |
8 |
|
N6 |
4 |
|
N8 |
3 |
|
N9 |
5 |
试求出路由器B更新后的路由表详细说明每一个步骤
答：先把B收到的路由信息中距离都加1，并且在后面添加C得新表：
|
目的网络 |
距离 |
下一跳路由器 |
|
N2 |
5 |
C |
|
N3 |
9 |
C |
|
N6 |
5 |
C |
|
N8 |
4 |
C |
|
N9 |
6 |
C |
然后进行对比新表和B表的”目的网络“和”距离“。
|
目的网络 |
距离 |
下一跳路由器 |
变化情况 |
|
N1 |
7 |
A |
无新信息，不改变。 |
|
N2 |
5 |
C |
相同下一跳，更新。 |
|
N3 |
9 |
C |
新的项目。添加进来。 |
|
N6 |
5 |
C |
不同下一跳，距离更短，更新。 |
|
N8 |
4 |
E |
不同下一跳，距离一样，不改变。 |
|
N9 |
4 |
F |
不同下一跳，距离更大，不改变。 |
13、关于IP地址 某个IP地址属于哪个网段，某个网段包含了哪些IP地址 4-27 4-29
4-27.以下地址块中的哪一个和86.32/12匹配?请说明理由。(1)86.33.224.123;(2)86.79.65.216；(3)86.58.119.74;(4)86.68.206.153。
答:是否和地址块相匹配就是是否属于这个地址块,属于这个地址块的话,那么他的网络前缀一定和86.32/12相同。那么我们比较网络前缀就可以了。
86都相同,前12位为网络位,那么32为:0010
(1)0010;(2)0100;(3)0011;(4)0100那么这样看的话,只有(1)符合要求。
4-29.以下的地址前缀的哪一个和地址152.7.77.159及152.31.47.252都匹配?请说明理由。(1)152.40/13;(2)153.40/9;(3)152.64/12;(4)152.0/11。
答:这题首先需要先找这两个地址的相同的网络前缀为152.所以只有(4)符合要求。
14、ARP ARQ停止等待重传 5-21 窗口宽度可能会变
21.使用连续 ARQ 协议中，发送窗口大小是 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。
答:（1）在接收方，下一个期望收到的序号是 5。这表明序号到 4 为止的分组都已收到。若这些确认都已到达发送方，则发送窗口最靠前，其范围是 [5, 7]。
假定所有的分组都丢失了，发送方都没有收到这些确认。这时，发送窗口最靠后，应为 [2, 4]。因此，发送窗口可以是 [2, 4]，[3, 5]，[4, 6]，[5, 7] 中的任何一个。
（2）接收方期望收到的序号 5 的分组，说明序号为 2，3，4 的分组都已收到，并且发送了确认。对序号为 1 的分组的确认肯定被发送方收到了，否则发送方不可能发送 4 号分组。可见，对序号为 2，3，4 的分组的确认有可能仍滞留在网络中。这些确认是用来确认序号为 2，3，4 的分组的。
15、TCP 5-37 5-38难度最大，突击研究出来+
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?
① 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。
② 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。
③ 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。
④ 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 ACK 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。
⑤ 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。
⑥ 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。
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：拥塞窗口大小及变化原因见下表：
|
轮次 |
拥塞窗口 |
拥塞窗口变化的原因 |
|
1 |
1 |
网络发生了超时，TCP 使用慢开始算法 |
|
2 |
2 |
拥塞窗口值加倍 |
|
3 |
4 |
拥塞窗口值加倍 |
|
4 |
8 |
拥塞窗口值加倍，这是 ssthresh 的初始值 |
|
5 |
9 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
|
6 |
10 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
|
7 |
11 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
|
8 |
12 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
|
9 |
1 |
网络发生了超时，TCP 使用慢开始算法 |
|
10 |
2 |
拥塞窗口值加倍 |
|
11 |
4 |
拥塞窗口值加倍 |
|
12 |
6 |
拥塞窗口值加倍，但到达 12 的一半时，改为拥塞避免算法 |
|
13 |
7 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
|
14 |
8 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
|
15 |
9 |
TCP 使用拥塞避免算法，拥塞窗口值加 1 |
注：依照原理，首先执行 TCP 连接初始化，将拥塞窗口 cwnd 值置为 1；其次执行慢开始算法，cwnd 按指数规律增长，因此随后窗口大小分别为 2，4，8。当拥塞窗口 cwnd = ssthresh 时，进入拥塞避免阶段，其窗口大小依次是 9，10，11，12，直到上升到 12 为止发生拥塞；然后把门限值 ssthresh 设置为当前的拥塞窗口值乘以 0.5，门限值 ssthresh 变为6,；然后进入慢开始，cwnd 值置为1，cwnd 按指数规律增长，随后窗口大小分别为 1，2，4，6。当拥塞窗口 cwnd = ssthresh 时，进入拥塞避免阶段，其窗口大小依次是 7，8，9。
16、从路由表反推拓扑结构
24.已知路由器R1的转发表如下表所示。试画出各网络和必要的路由器的连接拓扑，标注出必要的IP地址和接口，对不能确定的情况应当指明。
|
前缀匹配 |
下一跳地址 |
路由器接口 |
|
140.5.12.64/26 |
180.15.2.5 |
m2 |
|
130.5.8/24 |
190.16.6.2 |
m1 |
|
110.71/16 |
… |
m0 |
|
180.15/16 |
… |
m2 |
|
190.16/16 |
… |
m1 |
|
默认 |
110.71.4.5 |
m0 |
标签：发送,窗口,计算机网络,域名,拥塞,时延,服务器 来源： https://www.cnblogs.com/tavee/p/16433977.html
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