后续测量中，RTTd（i）=（1-Beta）* RTTd（i-1）+Beta*{ RTTs- RTT（i）}； Beta=1/4

依题意，RTT（1）样本值为1.5 秒，则

RTTs（1）=RTT（1）=1.5s RTTd(1)=RTT(1)/2=0.75s RTO(1)=RTTs(1)+4RTTd(1)=1.5+4*0.75=4.5(s)

（2）RTT（2）=2.5 RTTs（1）=1.5s RTTd（1）=0.75s

RTTd（2）=（1-Beta）* RTTd（1）+Beta*{ RTTs（1）- RT （2）}=0.75*3/4+{1.5-2.5}/4=13/16

RTO(2)=RTTs（1）+4RTTd（2）=1.5+4*13/16=4.75s

5—34 已知第一次测得TCP的往返时延的当前值是30 ms。现在收到了三个接连的确认报 文段，它们比相应的数据报文段的发送时间分别滞后的时间是：26ms，32ms和 24ms。设α=0．9。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。

答：a=0.1， RTTO=30

RTT1=RTTO*(1-a) +26*a=29.6

《计算机网络》第五版课后习题解答 整理编辑：我不是地豆子45 RTT2=RTT1*a+32(1-a)=29.84 RTT3=RTT2*a+24（1-a）=29.256

三次算出加权平均往返时间分别为29.6，29.84 和29.256ms。 可以看出，RTT 的样本值变化多达20%时，加权平均往返

5—35 试计算一个包括5段链路的运输连接的单程端到端时延。5段链路程中有2段是卫 星链路，有3 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250ms。每一个广域网的范围为1500km，其传 播时延可按150000km／s来计算。各数据链路速率为48kb／s，帧长为960位。 答：5 段链路的传播时延=250*2+（1500/150000）*3*1000=530ms 5 段链路的发送时延=960/（48*1000）*5*1000=100ms 所以5 段链路单程端到端时延=530+100=630ms

5—36 重复5-35题，但假定其中的一个陆地上的广域网的传输时延为150ms。 答：760ms

5—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? 答：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。 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。 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。 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AVK 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 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。 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。

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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：拥塞窗口大小分别为：1，2，4，8，9，10，11，12，1，2，4，6，7，8，9. 5—39 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21 （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4.

5—40 TCP在进行流量控制时是以分组的丢失作为产生拥塞的标志。有没有不是因拥塞而 引起的分组丢失的情况?如有，请举出三种情况。 答：

当Ip 数据报在传输过程中需要分片，但其中的一个数据报未能及时到达终点，

而终点组装IP 数据报已超时，因而只能丢失该数据报；IP 数据报已经到达终点，但 终点的缓存没有足够的空间存放此数据报；数据报在转发过程中经过一个局域网的 网桥，但网桥在转发该数据报的帧没有足够的差错空间而只好丢弃。

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。再设发送端和接收端的起始序号分别选为100和200，试画出类似于 图5-31的工作示意图。从连接建立阶段到连接释放都要画上。 cwn d n 1 1 2 2 4 3 8 4 16 5 32 6 33 7 34 8 35 9 36 10 37 11 38 12 39 13 cwn d n 40 14 41 15 42 16

21 17 22 18 23 19 24 20 25 21 26 22 1 23 2 24 4 25 8 26

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5—42 在图5-32中所示的连接释放过程中，主机B能否先不发送ACK=x+1的确认? (因 为后面要发送的连接释放报文段中仍有ACK=x+1这一信息) 答：

如果B 不再发送数据了，是可以把两个报文段合并成为一个，即只发送

FIN+ACK 报文段。但如果B 还有数据报要发送，而且要发送一段时间，那就不行， 因为A 迟迟收不到确认，就会以为刚才发送的FIN 报文段丢失了，就超时重传这个 FIN 报文段，浪费网络资源。

5—43 在图(5-33)中，在什么情况下会发生从状态LISTEN到状态SYN_SENT，以及从状 态SYN_ENT到状态SYN_RCVD的变迁?

答：当A 和B 都作为客户，即同时主动打开TCP 连接。这时的每一方的状态变迁 都是：CLOSED----??SYN-SENT---??SYN-RCVD--??ESTABLISHED

5—44 试以具体例子说明为什么一个运输连接可以有多种方式释放。可以设两个互相通信 的用户分别连接在网络的两结点上。

答：设A,B 建立了运输连接。协议应考虑一下实际可能性： A 或B 故障，应设计超时机制，使对方退出，不至于死锁； A 主动退出，B 被动退出 B 主动退出，A 被动退出

5—45 解释为什么突然释放运输连接就可能会丢失用户数据，而使用TCP的连接释放方 法就可保证不丢失数据。 答：

当主机1 和主机2 之间连接建立后，主机1 发送了一个TCP 数据段并正确抵达

主机2，接着主机1 发送另一个TCP 数据段，这次很不幸，主机2 在收到第二个TCP