通信企业管理计算机通信与网络第章习题解答精编.docx

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通信企业管理计算机通信与网络第章习题解答精编

（通信企业管理）计算机通信与网络_第章习题解答

第三章习题解答

3.1简述数据链路层的功能。

答：

数据链路层是于物理层提供的比特流传送服务的基础上，通过壹系列的控制和管理，构成透明的、相对无差错的数据链路，向网络层提供可靠、有效的数据帧传送的服务。

其主要功能包括：

链路管理，帧定界，流量控制，差错控制，数据和控制信息的识别，透明传输，寻址。

3.2试解释以下名词：

数据电路，数据链路，主站，从站，复合站。

答：

数据电路是壹条点到点的，由传输信道及其俩端的DCE构成的物理电路段，中间没有交换节点。

数据电路又称为物理链路，或简称为链路。

数据链路是于数据电路的基础上增加传输控制的功能构成的。

壹般来说，通信的收发双方只有建立了壹条数据链路，通信才能够有效地进行。

于链路中，所连接的节点称为“站”。

发送命令或信息的站称为“主站”，于通信过程中壹般起控制作用；接收数据或命令且做出响应的站称为“从站”，于通信过程中处于受控地位。

同时具有主站和从站功能的，能够发出命令和响应信息的站称为复合站。

3.3数据链路层流量控制的作用和主要功能是什么？

答：

流量控制简称“流控”，是协调链路俩端的发送站、接收站之间的数据流量，以保证双方的数据发送和接收达到平衡的壹种技术。

于计算机网络中，由于接收方往往需要对接收的信息进行识别和处理，需要较多的时间，通常发送方的发送速率要大于接收方的接收能力。

当接收方的接收处理能力小于发送方的发送能力时，必须限制发送方的发送速率，否则会造成数据的丢失。

流量控制就是壹种反馈机制，接收方随时向发送方方案自己的接收情况，限制发送方的发送速率。

保证接收方能够正常、有序地接收数据。

3.4于停止-等待协议中，确认帧是否需要序号？

为什么？

答：

于停止-等待协议中，由于每次只确认壹个已经发送的帧，确认帧能够不需要序号。

但于壹些特殊情况下会出现问题。

如果发送方于超时重发壹个帧后又收到了迟到的确认，就不能确定该应答是对哪壹个帧的确认，且可能导致随后的传送过程重新差错。

3.5解释为什么要从停止-等待协议发展到连续ARQ协议。

答：

停止—等待协议的优点是控制比较简单；缺点是由于发送方壹次只能发送壹帧，于信号传播过程中发送方必须处于等待状态，这使得信道的利用率不高，尤其是当信号的传播时延比较长时，传输效率会更低。

导致停止—等待协议信道利用率低的原因，是因为发送方每发送壹帧均需要等待接收方的应答，才能够继续发送。

如果能允许发送方于等待应答的同时能够连续不断地发送数据帧，而不必每壹帧均是接收到应答后才能够发送下壹帧，则能够提高传输效率。

允许发送方于收到接收方的应答之前能够连续发送多个帧的策略，就是滑动窗口协议。

滑动窗口流量控制包括连续ARQ和选择ARQ方式。

3.6对于使用3比特序号的停止-等待协议、连续ARQ协议和选择ARQ协议，发送窗口和接收窗口的最大尺寸分别是多少？

答：

使用3比特对帧进行编号，能够有0～7，共8种编码。

停止-等待协议：

发送窗口＝1，接收窗口＝1；

连续ARQ协议：

最大发送窗口＝7，接收窗口＝1；

选择ARQ协议：

最大发送窗口＝4，最大接收窗口＝4。

3.7信道速率为4kb/s，采用停止等待协议，单向传播时延tp为20ms，确认帧长度和处理时间均可忽略，问帧长为多少才能使信道利用率达到至少50%？

答：

不考虑确认帧发送时间和双方的处理时间，则信道利用率＝tF/（2tp+tF）

tF=L/v，其中L为帧长度，v=4kb/s

要使信道利用率达到50％，则tF>=40ms

能够得到L>=160bit

3.8假设卫星信道的数据率为1Mb/s，取卫星信道的单程传播时延为250ms，每壹个数据帧长度是1000bit。

忽略误码率、确认帧长和处理时间。

试计算下列情况下的卫星信道可能达到的最大的信道利用率分别是多少？

1）停止-等待协议；

2）连续ARQ协议，WT=7；

3）连续ARQ协议，WT=127。

答：

不考虑差错情况，确认帧发送时间和双方的处理时间，则信道利用率＝tF/（2tp+tF）

tF=L/v，其中L为壹个帧长度，v=1Mb/s，则tF=1000/1000000＝0.001s＝1ms

1）停止-等待协议：

每次只发送壹个帧，信道利用率＝1/（250×2＋1）＝1/501

2）连续ARQ协议，WT=7：

能够连续发送7个帧，但后面的6个帧是于等待的同时发送，

信道利用率＝7/（250×2＋1）＝7/501

3）连续ARQ协议，WT=127：

能够连续发送127个帧，但后面的126个帧是于等待的同时发送，

而且，当127个帧全部发送完毕使用了127ms，确认应答仍没有到达，

信道利用率＝127/（250×2＋1）＝127/501

3.9简述PPP协议的组成。

答：

PPP由以下三个部分组成：

（1）于串行链路上封装IP数据报的方法：

PPP既支持异步链路（无奇偶校验的8比特数据），也支持面向比特的同步链路。

（2）链路控制协议（LinkControlProtocol，LCP）：

用于建立、配置和测试数据链路连接，通信的双方可协商壹些选项。

（3）网络控制协议（NetworkControlProtocol，NCP）：

用于建立、配置多种不同网络层协议，如IP，OSI的网络层，DECnet以及AppleTalk等，每种网络层协议需要壹个NCP来进行配置，于单个PPP链路上可支持同时运行多种网络协议。

3.10简述PPP链路的建立过程。

答：

目前大部分家庭上网均是通过PPP于用户端和运营商的接入服务器之间建立通信链路。

当用户拨号接入网络服务提供商ISP时，路由器的调制解调器对拨号做出应答，且建立壹条物理连接。

这时，PC机向路由器发送壹系列的LCP分组（封装成多个PPP帧）。

这些分组及其响应选择了将要使用的壹些PPP参数。

接着就进行网络层配置，NCP给新接人的PC机分配壹个临时的IP地址。

这样，计算机就和网络建立了壹个PPP连接，成为Internet上的壹个主机了。

3.11简述HDLC信息帧控制字段中的N（S）和N（R）的含义。

要保证HDLC数据的透明传输，需要采用哪种方法？

答：

HDLC信息帧控制字段中的N（S）表示当前发送的帧的编号，使接收方能够正确识别所接收的帧及帧的顺序；

N（R）表示N（R）以前的各帧已正确接收，通知发送方希望接收下壹帧为第N（R）帧。

要保证HDLC数据的透明传输，需要避免数据和控制序列中出现类似帧标志的比特组合，保证标志F的唯壹性，HDLC采用“0”比特插入／删除法。

采用这种方法，于F以后出现5个连续的1，其后额外插入壹个“0”，这样就不会出现连续6个或6个之上“1”的情况。

于接收方，于F之后每出现连续5个“1”后跟随“0”，就自动将其后的“0”删除，仍原成原来的比特流，

3.12若窗口序号位数为3，发送窗口尺寸为2，采用GobackN（出错全部重发）协议，试画出由初始状态出发相继发生下列事件时的发送及接收窗口图示：

发送0号帧；发送1号帧；接收0号帧；接收确认0号帧；发送2号帧；接收1号帧；接收确认1号帧。

答：

3.13请用HDLC协议，给出主站A和从站B以异步平衡方式，采用选择ARQ流量控制方案，按以下要求实现链路通信过程：

1）A站有6帧要发送给B站，A站可连续发3帧；

2）A站向B站发的第2、4帧出错；

帧表示形式规定为：

（帧类型：

地址，命令，发送帧序号N（S），接收帧序号N（R），探询/终止位P/F）

答：

3.14于面向比特同步协议的帧数据段中，出现如下信息：

1010011111010111101（高位于左低位于右），则采用“0”比特填充后的输出是什么？

答：

“0”比特自动插入/删除技术是于信息序列中连续5个“1”后自动加入壹个“0”比特，则以下信息序列采用“0”比特插入后为：

信息序列：

1010011111010111101

“0”比特插入后：

10100111110010111101

3.15HDLC协议中的控制字段从高位到低位排列为11010001，试说明该帧是什么帧，该控制段表示什么含义？

答：

HDLC协议中的控制字段从高位到低位排列为11010001，即最低俩位（b1b0）为“01”，表示是监督帧。

其控制字段b3b2为“00”，表示是“RR”，接收准备好，能够继续发送。

P/F＝1，N（R）＝110，表示对第5号帧及以前各帧确认，希望下壹次接收第6号帧。

3.16HDLC协议的帧格式中的第三字段是什么字段？

若该字段的第壹比特为“0”，则该帧为什么帧？

答：

HDLC协议的帧格式中的第三字段是控制（C）字段。

若该字段的第壹比特（最低位LSB）为“0”，则该帧为信息帧。

3.17试比较非坚持型、1-坚持型和P-坚持型CSMA的优缺点。

答：

根据监听后的策略，CSMA有三种不同的方法：

非坚持型、1—坚持型、P—坚持型。

三种方法各自优缺点如下：

（1）非坚持型于监听到信道忙时，不坚持监听，而是延迟壹个随机时间再次监听，准备发送。

这种方法控制简单，减少了冲突发生的概率。

但再次监听之前可能信道早已空闲，这就造成壹定的时间浪费，效率较低。

（2）1—坚持型方法于监听到信道忙时，壹直坚持监听，直到监听到信道空闲，以概率1立即发送。

这种策略能够及早发送数据，但当有俩个或之上的站同时于监听和准备发送时，信道由忙至空闲的状态转换就起了同步的作用，造成俩个或多个站同时发送，就会发生冲突，反而降低了效率。

（3）P—坚持型采用了壹种折中方案，当监听到总线空闲时，以P的概率发送，而以1—P的概率延迟壹个时间单位后再监听，准备发送。

这种方法减少了发送冲突的可能性，但退避也可能造成信道浪费。

3.18CSMA控制方案包括哪三种算法？

简述三种算法的算法思想。

答：

载波监听多路访问（CarriesSenseMultipleAccess，CSMA）是每个站于发送帧之前监听信道上是否有其他站点正于发送数据，即检查壹下信道上是否有载波，或者说信道是否忙。

如果信道忙，就暂不发送，否则就发送。

这种方法称为“先听后说”，减少了发生冲突的概率。

根据监听后的策略，有三种不同的协议，即：

非坚持型、1—坚持型、P—坚持型。

（1）非坚持型

非坚持型的工作原理是当监听到信道空闲时，则立即发送；当监听到信道忙时，不坚持监听，而是延迟壹个随机时间再次监听，准备发送。

当然，再次监听之前可能信道早已空闲，这就造成壹定的时间浪费，但减少了冲突发生的概率。

（2）1—坚持型

1—坚持型的工作原理是于监听到信道忙时，壹直坚持监听，直到监听到信道空闲，以概率1立即发送。

这种策略是争取及早发送数据，但当有俩个或之上的站同时于监听和准备发送时，信道由忙至空闲的状态转换就起了同步的作用，俩个或多个站同时发送，就会发生冲突。

（3）P—坚持型

为了降低1—坚持型的冲突概率，又减少非坚持型造成的介质时间浪费，采用了壹种折中方案，这就是P—坚持型CSMA。

这种方案的特点是当监听到总线空闲时，以P的概率发送，而以1—P的概率延迟壹个时间单位。

时间单位等于最大端—端传播延时τ。

然后再监听，如果监听到信道忙，则继续监听，直到空闲。

上述三种方案均不能避免冲突发生，无非冲突的概率不同。

壹旦有冲突发生，则要延迟随机个τ时间片再重复监听过程。

3.19简单比较壹下纯ALOHA和时隙ALOHA协议。

答：

ALOHA是最基本的随机访问技术，其又分为纯ALOHA和时隙ALOHA。

它们的区别于于是否将时间分成离散的时隙以便所有的帧均必须同步到时隙中。

纯ALOHA不要求全局的时间同步，而时隙ALOHA则需要。

由于采用纯ALOHA技术的系统中，任何站点能够于任意时刻发送帧。

于壹个站发送分组过程中的任何时刻均可能发生冲突。

这样相邻的俩冲突分组均必须重发。

需要重发的分组各自延迟壹个随机时间后再重发，直至成功。

采用时隙ALOHA技术，只要发送帧的长度小于时隙长度，如果于帧开始时没有冲突，则于这个时隙内就不会出现冲突，帧就能发送成功。

和纯ALOHA相比，时隙ALOHA冲突的危险区时间由2个T0变为壹个T0，于同等条件下冲突的可能性减小。

时隙ALOHA的最大信道利用率是纯ALOHA的2倍，但需要全系统同步，增加了控制开销。

3.20简述CSMA/CD协议的工作原理。

答：

CSMA／CD的工作原理归纳如下；

（1）载波监听

任壹站要发送信息时，首先要监测总线，用来判决介质上有否其他站的发送信号．如果介质呈忙，则继续检测，直到发现介质空闲。

如果检测介质为空闲，则能够立即发送。

由于通道存于传播时延，采用载波监听的方法仍避免不了俩站点于传播时延期间发送的帧会产生冲突。

（2）冲突检测

每个站于发送帧期间，同时具有检测冲突的能力。

壹旦检测到冲突，就立即停止发送，且向总线上发壹串阻塞信号，通报总线上各站已发生冲突。

（3）多路访问

检测到冲突且于发完阻塞信号后，发送站退回等待。

为了降低再次冲突的概率，需要等待壹个随机时间（冲突的各站可不相等），然后再用CSMA算法重新发送。

3.21假设某个4Mb/s的令牌环的令牌保持计时器的值是10ms。

则于该环上能够发送的最长帧是多少？

答：

于令牌环网中，为了保证不会因为令牌丢失而使网络不能正常工作，需要对令牌监测。

令牌保持计时器的值是10ms，就表示监控站必须于10ms内监测到网络中有令牌帧传送，否则会进入令牌丢失处理过程。

因此要求网络中传输壹个数据帧的时间不能超过10ms。

此令牌环网络的数据速率4Mb/s，则10ms能够传送数据40000bit，即最长的帧为40000bit。

实际上，考虑必要的控制开销和传播时延、节点延迟，实际应用的帧长度会更小壹些，数据部分更短。

3.22简述CSMA/CA协议的工作原理。

答：

欲发送数据的站先检测信道，通过收到的相对信号强度是否超过壹定的门限数值就可判定是否有其他的移动站于信道上发送数据。

当源站发送它的第壹个MAC帧时，若检测到信道空闲，则于等待—段DIFS时间后就可发送。

于信道空闲时仍要再等待，主要是考虑到可能有其他的站有高优先级的帧要发送。

如有，就要让高优先级帧先发送。

假定没有高优先级帧要发送，则该站发送自己的数据帧。

目的站若正确收到此帧，则经过时间间隔SIFS后，向发送站回送确认帧ACK。

若发送站于规定时间内没有收到确认帧ACK（由重传计时器控制这段时间），就必须重传此帧，直到收到确认为止，或者，经过若干次的重传失败后放弃发送。

当某个想发送数据的站使用退避算法选择了争用窗口中的某个时隙后，就根据该时隙的位置设置壹个退避计时器（backofftimer）。

当退避计时器的时间减小到零时，就开始发送数据。

也可能当退避计时器的时间仍未减小到零时而信道又转变为忙态，这时就冻结退避计时器的数值，重新等待信道变为空闲，再经过时间DIFS后，继续启动退避计时器（从剩下的时间开始）。

这种规定有利于继续启动退避计时器的站更早地接入到信道中。