5-08 为什么说UDP是面向报文的，而TCP是面向字节流 的
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？
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
所谓“伪首部”是因为这种伪首部并不是UDP用户数据报或TCP报文段真正的首部。只是在计算检验和时，临时添加在UDP用户数据报或TCP报文段的前面，得到一个
临时的UDP用户数据报或TCP报文段。检验和就是按照这个临时的UDP用户数据报或TCP
报文段来计算的。伪首部既不向下传送也不向上递交，而仅仅是为了计算运输层的检验和。
5-13 一个UDP用户数据报的数据字段为8192字节。在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数据报片的数据字段长度和片偏移字段的值。
解答: UDP用户数据报的长度=8192 + 8= 8200 B
以太网数据字段最大长度是1500B。若IP首部为20B，则IP数据报的数据部分最多只
能有1480B。8200= 1480x5 + 800，因此划分的数据报片共6个。
数据字段的长度:前5个是1480字节，最后一个是800字节。
第1个数据报片的片偏移字节是0。
第2个数据报片的片偏移字节是1480 B。
第3个数据报片的片偏移字节是1480x 2= 2960 B.
第4个数据报片的片偏移字节是1480x 3 = 4440 B.
第5个数据报片的片偏移字节是1480x4= 5920 B.
第6个数据报片的片偏移字节是1480x5= 7400 B.
把以上得出的片偏移字节数除以8，就得出片偏移字段中应当写入的的数值。因此最后
的答案，片偏移字段的值分别是: 0, 185, 370, 555,5 740和925 (字节数除以8)。
5—14 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？使用 UDP的这个服务器程序是什么？
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。
5-20 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）？
用相对发送时间实现一个链表
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。 在TCP的序号不重 复使用的条件下，L的最大值是多少？ 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。
（1）L_max的最大值是 232=4GB,G=230.
(2)满载分片数Q={L_max/MSS} 取整=2941758 发送的总报文数 N=Q(MSS+66)+{（L_maxQMSS）+66}=4489122708+682=4489123390 总字节数是N=4489123390字节，发送4489123390字节需时间为：N8/（1010^6） =3591.3秒，即 59.85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。
（1）试问： 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A 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？
（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）70
5-24 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？
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÷(256×1000)=256×0.001X=8192所以,窗口值为8192.
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 时，其TCP报文段的首部中源端口和目的端口分别是什么？
n, m
5—30 设TCP使用的最大窗口为65535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?
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65535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?
L=65536×8+40×8=524600
C=109b/s
L/C=0.0005246s
Td=10×10-3s 0.02104864
Throughput=L/(L/C+2×Td)=524600/0.0205246=25.5Mb/s
Efficiency=(L/C)//(L/C+2×D)=0.0255
最大吞吐量为25.5Mb/s。
信道利用率为25.5/1000=2.55%
5-34已知第一次测得TCP的往返时间RTT是30ms。接着收到了三个确认报文段，用它们测量出的往返时间样本RTT分别是: 26 ms, 32 ms和24ms。设a=0.1。
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。
按教材上(5-4)式:新的RTTs=(1-a)x (旧的RTTs)+ax (新的RTT样本)
第一次算出: RTTs=(1-0.1)x30+0.1 x 26= 29.6 ms
第二次算出: RTTs=(1-0.1)x29.6+0.1 x32= 29.84 ms
第三次算出: RTTs=(1-0.1)x 29.84 +0.1 x 24= 29.256 ms
三次算出加权平均往返时间分别为29.6, 29.84和29.256 ms。
可以看出，RTT的样本值变化多达20%时((30- 24)/30= 6/30= 1/5 = 20%)，加权平均往
返时间RTTs的变化却很小。
5-35 - 试计算一个包括五段链路的运输连接的单程端到端时延。五段链路中有两段是卫星链路，有三段是广域网链路。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250 ms。每- -个广域网的范围为
1500km，其传播时延可按150000km/s来计算。各数据链路速率为48kbi/s,
帧长为960位。
广域网的传播时延= (1500 km)/(150000 km/s)= 0.01 s= 10 ms .
每一个结点的传输时延= (960 bit)/ (48000 bit/s) = 0.02 s= 20 ms
可见总共需时630ms。
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 轮次到第15轮次传输的各拥塞窗口大小。你能说明拥塞窗口每一次变化的原因吗?
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。再设发送方和接收方的起始序号分别选为100和200， 试画出类似于教材图5-28的工作示意图。从连接建立阶段到连接释放都要画上。
要传送的512B的数据必须划分为6个报文段传送，前5个报文段各100B,最后
一个报文段传送12B。图T-5-41 是双方交互的示意图。下面进行简单的解释。
报文段#1: A发起主动打开，发送SYN报文段，处于SYN-SENT状态，并选择初始序
号seq= 100。B处于LISTEN状态。
报文段#2: B确认A的SYN报文段，因此ack=101 (是A的初始序号加1)。B选择初
始序号seq= 200。B进入到SYN-RCVD状态。
报文段#3: A发送ACK报文段来确认报文段#2，ack = 201 (是B的初始序号加1)。A
没有在这个报文段中放入数据。因为SYN报文段#1消耗了一个序号，因此报文段#3的序号
是seq= 101。这样，A和B都进入了ESTABLISHED状态。
报文段#4: A发送100字节的数据。报文段#3是确认报文段，没有数据发送，报文段#3
并不消耗序号，因此报文段#4的序号仍然是seq = 101。 A在发送数据的同时，还确认B的
报文段#2，因此ack= 201。
报文段#5: B确认A的报文段#4。由于收到了从序号101到200共100字节的数据，因
此在报文段#5中，ack= 201 (所期望收到的下一个数据字节的序号)。B发送的SYN报文段
2消耗了一个序号，因此报文段#5的序号是seq= 201，比报文段#2的序号多了一个序号。
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报文握手。说明如不这样做可能会出现什么情况
在上一个TCP连接中，A向B发送的连接请求SYN报文段滞留在网络中的某处。于是
A超时重传，与B建立了TCP连接，交换了数据，最后也释放了TCP连接。
但滞留在网络中某处的陈旧的SYN报文段,现在突然传送到B了。如果不使用三报文握
手，那么B就以为A现在请求建立TCP连接，于是就分配资源，等待A传送数据。但A并
没有想要建立TCP连接，也不会向B传送数据。B就白白等待着A发送数据。
如果使用三报文握手，那么B在收到A发送的陈旧的SYN报文段后，就向A发送SYN
报文段，选择自己的序号seq=y, 并确认收到A的SYN报文段，其确认号ack=x+1。当A
收到B的SYN报文段时，从确认号就可得知不应当理睬这个SYN报文段(因为A现在并没
有发送seq=x的SYN报文段)。这时，A发送复位报文段。在这个报文段中， RST=1, ACK
= 1,其确认号ack=y+ 1。我们注意到，虽然A拒绝了TCP连接的建立(发送了复位报文段)，
但对B发送的SYN报文段还是确认收到了。
B收到A的RST报文段后，就知道不能建立TCP连接，不会等待A发送数据了。
5-49下面是以十六进制格式存储的一个UDP首部:.
CB84000D001C001C
试问:
(1) 源端口号是什么?
(2) 目的端口号是什么?
(3) 这个用户数据报的总长度是多少?
(4)数据长度是多少?
(5) 这个分组是从客户到服务器方向的，还是从服务器到客户方向的?
(6)客户进程是什么?
(1)源端口号是最前面的四位十六进制数字(CB8416)， 算出十进制的源端口号是
12x16+11x 162+8x 16' +4x 16°=49152 + 2816+ 128 +4= 52100。
(2)目的端口号是第二个四位十六进制数字(000D16)， 算出十进制的目的端口号是13。
(3)第三个四位十六进制数字(001C16) 定义了整个UDP分组的长度，算出是
1x16'+ 12x16°=28字节。
(4)数据的长度是整个分组的长度减去首部的长度，也就是28 -8-20字节。
(5)因为目的端口号是13 (熟知端口)，所以这个分组是从客户到服务器的。
(6)从RFC 867可以得知，这个客户进程是Daytime。当Daytime服务器收到客户发送的
UDP用户数据报后，就把现在的日期和时间以ASCI码字符串的形式返回给客户。
5-58 TC)在4:30:20发送了一个报文段。它没有收到确认。在4:30:25它重传了前面
这个报文段。 它在4:30:27收到确认。若以前的RTT值是4秒，根据Karn算
法，新的RTT值是多少?
根据Karm算法，只要是TCP报文段重传了，就不采用其往返时间样本。本题中
收到的确认是在重传后收到的。因此RTT值没有变化，仍然是以前的数值(4秒)。
5-64 TCP连接处于FIN-WAIT-1状态。以下的事件相继发生:
收到ACK报文段。
(2)收到FIN报文段。
(3) 发生了超时。
在每一个事件之后，连接的状态是什么?在每一个事件之后发生的动作是
什么?
(1)处于FIN-WAIT-1状态的只有TCP的客户。当收到ACK报文段后，TCP客户不发送
任何报文段，只是从FIN-WAIT-I状态进入到FIN-WAIT-2状态。
(2) 在收到FIN报文段后，TCP客户发送ACK报文段，并进入到TIME-WAIT状态。
(3) 当发生了超时，也就是在经过了2 MSL时间后，TCP客户进入到CLOSED状态。
以上的状态转换可参考教材上的图5-30。
5-66 主机A通过TCP连接向B发送一个很长的文件，因此这需要分成很多个报文
段来发送。假定某一个TCP报文段的序号是x，那么下一个报文段的序号是否
就是x+1呢?
假定某一个TCP报文段的序号是x，那么下一个报文段的序号应当是x+n,这里
的n是这个报文段中的数据长度的字节数。如果n=400，那么下一个报文段的序号应当是x+400。若在此报文段中仅有一个字节的数据，则下一个报文段的序号才是x+ 1。
5-70假定用TCP协议在40 Gbit/s的线路上传送数据。
(1)如果TCP充分利用了线路的带宽，那么需要多长的时间TCP会发生序号
绕回? .
(2)假定现在TCP的首部中采用了时间戳选项。时间戳占用了4字节，共32
位。每隔一定的时间(这段时间叫做一个嘀嗒)时间戳的数值加1。假定
设计的时间戳是每隔859微秒，时间戳的数值加1。试问要经过多少时间
才发生时间戳数值的绕回?
(1) 40 Gbit/s的线路上传送数据，每秒可传送5x 109字节的数据。
TCP的序号字段有32位，共有232个不同序号，可以发送的时间是
23271 5000000000 = 0.859s= 859 ms
即经过859ms后序号就绕回，又重复以前的数值。
(2)时间戳数值绕回的时间是232x859x 10-s=3.69x 10°s=42.7天，比原来的绕回时
间大大增加了。
现在每一个TCP的数据报文段在其首部有两个字段用来标志这个报文段。一个是序号，
另一个是时间戳。但发送方发送了232个字节的数据后，序号又绕回到初始的数值了，但这时
的时间戳还没有绕回(因为在本例中，这需要经过42.7 天才绕回)，而是指在某个数值，这
和一开始的时间戳初始值肯定是不一样的。这样，即使序号一样，接收方也能够根据时间戳
判断这是一个新的数据报文段，而不是以前发送过的旧的数据报文段。
5-72 己知TCP的接收窗口大小是600(单位是字节，为简单起见以后就省略了单位)，已经确认了的序号是300。 试问，在不断地接收报文段和发送确认报文段的过程
中，接收窗口也可能会发生变化(增大或缩小)。请用具体例子(指出接收方发
送的确认报文段中的重要信息)来说明哪些情况是可能发生的，而哪些情况是不
允许发生的。
(1)这是题目开始的情况。接收方发送的确认报文段中的接收窗口rwnd=600。已确认的
序号是300。接收方发送的确认报文段的ack = 301，表示期望收到开始的序号为301的数据。
我们看到，序号301到900都在接收窗口内。
(2)接收窗口增大总是不受限制的。这就是说，只要接收端的TCP能够拿出更多的空间
来接收发来的数据，就可以这样做。图中给出的例子是:已确认的序号是400,接收方发送
的确认报文段的ack = 401.假定现在接收窗口从情况(1)的600增大到了700，即rwnd = 700。
现在接收窗口的范围是从401到1100。当接收窗口增大时，接收窗口的前沿总是向前移动的。
(3)这种情况是接收窗口变小了，但接收窗口的前沿没有变化。例如，现在已确认的序号
是400，接收方发送的确认报文段的ack = 401。假定现在接收窗口从情况(1)的600减小到了
500，即rwnd=500。接收窗口的范围是从401到900。
(4)这种情况是接收窗口变小了，同时接收窗口的前沿也向前移动了。例如，现在已确认
的序号是500，接收方发送的确认报文段的ack = 501。假定现在接收窗口从情况(1)的600减
小到了500，即rwnd = 500。接收窗口的范围是从501到1000。
(5)这种情况是接收窗口变小了，但接收窗口的前沿是向后退的。例如，现在已确认的序
号是500，接收方发送的确认报文段的ack = 501。假定现在接收窗口从情况(1)的600减小到了
300，即rwnd = 300。接收窗口的范围是从501到800。但请注意，这种情况是不允许出现的。
也就是说，接收窗口的前沿是不允许后退的。在开始时，接收窗口的前沿的编号是900。 不管
接收窗口是变大还是变小，这个窗口的前沿的编号可以不动，也可以前移，但是不允许后退。
为什么不允许出现这种情况呢?可以先观察-.下发送方的情况。在--开始，发送方收到
接收窗口=600 的报文段后(其中ack= 301)，发送方就把发送窗口设置为600，可以发送的
数据的序号从301到900。假定发送方发送了在发送窗口内的全部数据。这本来正好落入到
接收窗口之内。但这些数据正在网络中传输时，接收方却缩小了接收窗口，只接收序号从501
到800之间的数据。这就导致最后的一些数据(编号从801到900)落到接收窗口之外了，
使得接收方只能丢弃这些数据(编号从801到900)。因此，这种情况( 在发送时数据是在发
送窗口之内，但当到达接收端时，这些数据却落到接收窗口之外)必须避免。总之，我们要
记住，接收窗口的前沿是不允许后退的。
5-73在上题中， 如果接收方突然因某种原因不能够再接收数据了，可以立即向发送发送把接收窗口置为零的报文段(即rwnd = 0)。 这时会导致接收窗口的前
沿后退。试问这种情况是否允许?
这种情况是允许的。当发送方收到这样的信息时，并不是把发送窗口缩回到零，
而是立即停止发送。什么时候可以再发送数据，就要等接收方重新开放接收窗口，即给出一
个非零的接收窗口。详细的过程见本章的常见问题与解答5-10的持续计时器部分。