第2章
2-5、奈氏准则与香农公式在数据通信中的意义是什么？比特和波特有何区别？
答：奈氏准则与香农公式的意义在于揭示了信道对数据传输率的限制，只是两者作用的范围不同。
奈氏准则给出了每赫带宽的理想低通信道的最高码元的传输速率是每秒2个码元。香农公式则推导出了带宽受限且有高斯白噪声干扰的信道的极限信息传输速率C=Wlog2（1+S/N），其中W为信道的带宽（以赫兹为单位），S为信道内所传信号的平均功率，N为信道内部的高斯噪声功率。
比特和波特是两个完全不同的概念，比特是信息量的单位，波特是码元传输的速率单位。但信息的传输速率“比特/每秒” 一般在数量上大于码元的传输速率“波特”，且有一定的关系，若使1个码元携带n比特的信息量，则M Baud的码元传输速率所对应的信息传输率为M×n bit/s，但某些情况下，信息的传输速率“比特/每秒” 在数量上小于码元的传输速率“波特”，如采用内带时钟的曼切斯特编码，一半的信号变化用于时钟同步，另一半的信号变化用于信息二进制数据，码元的传输速率“波特”是信息的传输速率“比特/每秒”的2倍。
2-6
S/N = 2(C/W)-1 ≈2(C/W)
(S/N)增加后 : (S/N) = 2(C/W) 增加后: 2(C/W) = 2(35000*1.6/3100) : 2(35000/3100) ≈ 100倍
C增加后 : C = Wlog2(1+S/N) 增加后 : Wlog2(1+S/N) ≈ log2(2(35000*1.6/3100)*10) : log2(2(35000*1.6/3100)) ≈ 18.5%
2-17、共有4个站进行码分多址通信。4个站的码片序列为
A：（－1－1－1＋1＋1－1＋1＋1） B：（－1－1＋1－1＋1＋1＋1－1）
C：（－1＋1－1＋1＋1＋1－1－1） D：（－1＋1－1－1－1－1＋1－1）
现收到这样的码片序列S：（－1＋1－3＋1－1－3＋1＋1）。问哪个站发送数据了？发送数据的站发送的是0还是1？
答：
S•A=（＋1－1＋3＋1－1＋3＋1＋1）／8=1， A发送1
S•B=（＋1－1－3－1－1－3＋1－1）／8=－1， B发送0
S•C=（＋1＋1＋3＋1－1－3－1－1）／8=0， C无发送
S•D=（＋1＋1＋3－1＋1＋3＋1－1）／8=1， D发送1
补充17、根据EIA-232标准，DTE只有在哪几个电路状态都处于开状态（on）的情况下才能发送数据？
答：（1）DTE就绪DTR（pin20）
（2）载波检测（pin8）
（3）DCE就绪DSR（pin6）
（4）请求发送RTS（pin4）
（5）允许发送CTS（pin5）
第3章
3-6、信道速率为4kbit/s。采用停止等待协议。传播时延tp=20ms。确认帧长度和处理时间可忽略。问帧长为多少才能使信道利用率达到至少50%？
答： t发 1
≥ ； 得t发≥40ms，则帧长L≥40ms×4kbit/s=160bit
t发+2tp 2
3-11、在选择重传ARQ协议中，设编号用3bit。再设发送窗口WT=6，而接收窗口WR=3。试找出一种情况，使得在此情况下协议不能正常工作。
答：发送端：0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 7 0
接收端：0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 7 0
3-12、在连续ARQ协议中，设编号用3bit，而发送窗口WT=8，试找出一种情况，使得在此情况下协议不能正常工作。
答：发送端：0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 7 0
接收端：0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2 3 4 5 6 7 0
3-20、要发送的数据为1101011011。采用CRC的生成多项式是P(x)=x4+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，问接收端能否发现？
若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？
答：添加的检验序列为1110 （11010110110000除以10011）
数据在传输过程中最后一个1变成了0，11010110101110除以10011，余数为011，不为0，接收端可以发现差错。
数据在传输过程中最后两个1都变成了0，11010110001110除以10011，余数为101，不为0，接收端可以发现差错。
第4章
4-8、有10个站连接到以太网上，试计算以下三种情况下每一个站所能得到带宽。
（1）10个站点连接到一个10Mbit/s以太网集线器；
（2）10站点连接到一个100Mbit/s以太网集线器；
（3）10个站点连接到一个10Mbit/s以太网交换机。
答：（1）10个站共享10Mbit/s；
（2）10个站共享100Mbit/s；
（3）每一个站独占10Mbit/s。
4-9、100个站分布在4km长的总线上，协议采用CSMA/CD。总线速率为5Mbit/s，帧平均长度为1000bit。试估算每个站每秒种发送的平均帧数的最大值。传播时延为5μs/km。
答：a=τ/T0=τC/L=5μs/km×4km×5Mbit/s÷1000bit=0.1
当站点数较大时，信道利用率最大值Smax接近=1/（1+4.44a）=0.6925
信道上每秒发送的帧的最大值= Smax×C/L=0.6925×5Mbit/s/1000bit=3462
每个站每秒种发送的平均帧数的最大值=3462/100=34
4-23、现有5个站分别连接在三个局域网上，并且用两个网桥连接起来（下图）。每一个网桥的两个端口号都标明在图上。在一开始，两个网桥中的转发表都是空的。以后有以下各站向其他的站发送了数据帧，即H1发送给H5，H3发送给H2，H4发送给H3，H2发送给H1。试将有关数据填入下表中。
答：
|
发送的帧 |
网桥1的转发表 |
网桥2的转发表 |
网桥1的处理的 (转发?丢弃?登记?) |
网桥2的处理的 (转发?丢弃?登记?) |
||
|
站地址 |
端口 |
站地址 |
端口 |
|||
|
H1 →H5 |
MAC1 |
1 |
MAC1 |
1 |
转发，写入转发表 |
转发，写入转发表 |
|
H3→H2 |
MAC3 |
2 |
MAC3 |
1 |
转发，写入转发表 |
转发，写入转发表 |
|
H4→H3 |
MAC4 |
2 |
MAC4 |
2 |
写入转发表，丢弃不转发 |
转发，写入转发表 |
|
H2→H1 |
MAC2 |
1 |
写入转发表，丢弃不转发 |
接收不到这个帧 |
||
第5章
5-2、设有一分组交换网。若使用虚电路，则每一分组必须有3字节的分组首部，而每个网络结点必须为虚电路保留8字节的存储空间来识别虚电路。但若使用数据报，则每个分组需有15字节的分组首部，而结点就不需要保留转发表的存储空间。设每段链路每传1MB需0.01元。购买结点存储器的代价为每字节0.01元，而存储器的寿命为2年工作时间（每周工作40小时）。假定一条虚电路的每次平均时间为1000s，而在此时间内发送200分组，每个分组平均要经过4段链路。试问采用哪种方案（虚电路或数据报）更为经济？相差多少？
答：每个分组经过4段链路意味链路上包括5个分组交换机。
虚电路实现方案：需在1000秒内固定分配5×8=40bytes存储空间，
存储器使用的时间是2年，即2×52×40×3600=1.5×107sec
每字节每秒的费用=0.01/（1.5×107）=6.7×10-10元
总费用，即1000秒40字节的费用=1000×40×6.7×10-10=2.7×10-5元
数据报实现方案：比上述虚电路实现方案需多传(15-3)×4×200=9600bytes，
每字节每链路的费用=0.01/106=10-8元
总费用，即9600字节每链路的费用=9600×10-8=9.6×10-5元
9.6-2.7=6.9毫分
可见，本题中采用虚电路实现方案更为经济，在1000秒的时间内便宜6.9毫分。
5-5、一个数据报分组交换网允许各结点在必要时将收到的分组丢弃。设结点丢弃一个分组的概率为p。现有一个主机经过两个网络结点与另一个主机以数据报方式通信，因此两个主机之间要经过3段链路。当传送数据报时，只要任何一个结点丢弃分组，则源点主机最终将重传此分组。试问：
（1）每一个分组在一次传输过程中平均经过几段链路？
（2）每一个分组平均要传送几次？
（3）目的主机每收到一个分组，连同该分组在传输时被丢弃的传输，平均需要经过几段链路？
答：（1）从源主机发送的每个分组可能走1段链路（主机-结点）、2段链路（主机-结点-结点）或3段链路（主机-结点-结点-主机）。
走1段链路的概率是p，
走2段链路的概率是p（1-p），
走3段链路的概率是（1-p）2
则，一个分组平均通路长度的期望值是这3个概率的加权和，即等于
L=1×p＋2×p（1-p）＋3×（1-p）2= p2-3 p+3
注意，当p=0时，平均经过3段链路，当p=1时，平均经过1段链路，当0<p<1时，可能需要多次发送。
（2）一次传送成功的概率=（1-p）2，令α=（1-p）2，
两次传送成功的概率=（1-α）α，
三次传送成功的概率=（1-α）2α，
……
因此每个分组平均传送次数T=α＋2α（1-α）＋3α（1-α）2＋
=［α/（1-α）］［（1-α）＋2（1-α）2＋3（1-α）3＋……］
因为 ∞
∑ kqk = q/（1-q）2
k=1
所以 T=［α/（1-α）］×（1-α）/［1-（1-α）］2 =1/α=1/（1-p）2
（3）每个接收到的分组平均经过的链路数H
H=L×T=（p2-3 p+3）/（1-p）2
5-6、一个分组交换网其内部采用虚电路服务，沿虚电路共有n个结点交换机，在交换机中每一个方向设有一个缓存，可存放一个分组。在交换机之间采用停止等待协议，并采用以下措施进行拥塞控制。结点交换机在收到分组后要发回确认，但条件是：①接收端已成功收到了该分组；②有空闲的缓存。设发送一个分组需T秒（数据或确认），传输的差错可忽略不计，主机和结点交换机之间的数据传输时延也可忽略不计。试问：交付给目的主机的速率最快为多少？
答：对时间以T秒为单位分槽。在时槽1，源结点交换机发送第1个分组。在时槽2的开始，第2个结点交换机收到了分组，但不能应答。在时槽3的开始，第3个结点交换机收到了分组，但也不能应答。这样，此后所有的路由器都不会应答。仅当目的主机从目的地结点交换机取得分组时，才会发送第1个应答。现在确认应答开始往回传播。在源结点交换机可以发送第2个分组之前，需两次穿行该子网，需要花费的时间等于2（n-1）T。所以，源结点交换机往目的主机投递分组的速度是每2（n-1）T秒1个分组。显然这种协议的效率是很低的。
浙公网安备 33010602011771号