网络工程计算题完整附答案

2-07 假定某信道受奈氏准则限制的最高码元速率为20000 码元/秒。

如果采用振幅调制，把码元的振幅划分为16 个不同等级来传送，那么可以获得多高的数据率（b/s）？
答：C=R*Log2（16）=20000b/s*4=80000b/s
C是最高码元速率或最大信息传输速率，R是数据率
奈氏准则：理想状态下的最高码元传输速率为2w Baud.
理想带通信道的最高码元传输速率为1w Baud.
香农公式：信道的极限信息传输速率C可表示为：C=W log2(1+S/N) b/s
W为信道带宽（Hz）,S为信道内所传信号的平均功率，N为信道内部到高斯噪音功率。

信噪比为S/N 信噪比化为分贝是（dB）=10log(S/N)(dB).
表明信道的带宽或信道中的信噪比越大，则信道的极限传输速率就越大。

用香农公式计算一下：假定信道带宽为3100Hz，最大信息传输速率为35kb/s，那么若想使最大信息传输速率增加60%。

问信噪比S/N 应增大到多少倍？如果在刚才计算出的基础上将信噪比S/N 再增大到10 倍，问最大信息传输速率能否再增加20%？
答：由香农公式 C=Wlog2(1+S/N),可得35*103=3100log2（1+S/N）
所以，S/N=2350/31-1≈2350/31
若增加60%，则（1+60%）*35*103=3100log2（1+S/N）
解得 S/N=2560/31-1≈2560/31
所以，信噪比S/N应增大到2560/31/2350/31≈109倍
若信噪比S/N再增大到10倍，则C=3100log2（1+10*2560/31）≈66284
（66284-56000）/56000≈%
所以，最大信息速率不能再增加20%
2-12 试计算工作在1200nm 到1400nm 以及1400 到1600 之间（波长）的光波的频带宽度。

假定光在光纤中的传播速率为2x10^8
F=V/L(V速度,L波长)
1200nm到1400nm:
1/(1200nm/2*10^8)=
1/(1400nm/2*10^8)=
带宽：
1400nm到1600nm:
1/(1400nm/2*10^8)=
1/(1600nm/2*10^8)=125THz
带宽：=
3-20 假定1km 长的CSMA/CD 网络的数据率为1Gb/s。

设信号在网络上的传播速率为200000km/s。

求能够使用此协议的最短帧长。

A：
对于1km 电缆，单程传播时间为1÷200000=5×，即5us，来回路程传播时间为10us。

为了能够按照CSMA/CD工作，最小帧的发射时间不能小于10us。

以1Gb/s速率工作，10us可以发送的比特数等于：10x10的-6次方/1x10的-9次方= 10000，因此，最短帧是10000 位或1250 字节长。

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—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。

试问：（1）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？解：（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
15、TCP的拥塞窗口cwnd大小与传输轮次n的关系如下所示：
（1）试画出如图5-25所示的拥塞窗口与传输轮次的关系曲线。

（2）指明TCP 工作在慢开始阶段的时间间隔。

（3）指明TCP 工作在拥塞避免阶段的时间间隔。

（4）在第16 轮次和第22 轮次之后发送方是通过收到三个重复的确认还是通过超市检
测到丢失了报文段？
（5）在第1轮次，第18轮次和第24 轮次发送时，门限ssthresh分别被设置为多大？（6）在第几轮次发送出第70 个报文段？
（7）假定在第26 轮次之后收到了三个重复的确认，因而检测出了报文段的丢失，那么
拥塞窗口cwnd和门限ssthresh应设置为多大？
答：（1）拥塞窗口与传输轮次的关系曲线如图所示（课本后答案）：
（2）慢开始时间间隔：【1，6】和【23，26】
（3）拥塞避免时间间隔：【6，16】和【17，22】
（4）在第16 轮次之后发送方通过收到三个重复的确认检测到丢失的报文段。

在第22
轮次之后发送方是通过超时检测到丢失的报文段。

（5）在第1 轮次发送时，门限ssthresh被设置为32
在第18 轮次发送时，门限ssthresh被设置为发生拥塞时的一半，即21.
在第24 轮次发送时，门限ssthresh是第18 轮次发送时设置的13
（6）第70 报文段在第7 轮次发送出。

（7）拥塞窗口cwnd和门限ssthresh应设置为8 的一半，即
6-27 试将数据 00111000 进行base64 编码，并得出最后传送的ASCII数据。

解析考察的仍然是base64 编码，基本原理同上体一样。

分成6bit 每组，按照相对应的ASCII 码进行传送。

本题中按照6bit 每组进行排列，得到110011 001000 000100 111000，相对应的编码为zlE4,如题8-14 解图所示为ASCII 码表。

根据ASCII 编码表得到最后传送的数据为：7A 49 45 34。

答案01111010 01001001 01000101 00110100。

6-28 试将数据01001100 00111001 进行quoted-printable 编码，并得出最后传送的ASCII 数据。

这样的数据用quoted-printable 编码后，其编码开销有多大？
解析quoted-printable 编码规则是对于可打印的字节的二进制代码用两个十六进制数字表示，然后在前面加上一个等号“=”。

而等号的二进制代码为00111101，即十六进制的3D，等号的
quoted-printable 编码为“=3D”。

对于本体，所给数据的十六进制表示为4C 9D 39，其中第二个字节为非ASCII 编码，需要增加等号，增加后对应的ASCII 值为L=9D9，则最后的ASCII 编码为4C 3D 39 44 39。

解得此题。

答案01001100 00111101 00111001 01000100 00111001。

编码开销= （5-3）/3 = % 。

3-07 要发送的数据为11。

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，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 （0 除以10011）数据在传输过程中最后个1 变成了0，0 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0，0 除以10011，余数为101，不为0，接收端可以发现差错。