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答：从概念上讲，不需要改变。在技术上，由于被请求的 IP 地址现在变大了，因此需要 比较大的域。在使用 IPv6 时，ARP 协议是需要改变的。因为在 IPv6 中，地址占的位数很大， 将这样一个地址翻译为一个物理地址是不现实的，所以，要改变这个协议要在技术方面改动， 毕竟 IPv6 与 IPv4 的结构差距很大，要概念性地改变它，是很麻烦的，其实在使用 IPv6 时， 早已不再需要 ARP 协议了。
补充题 10 IPv6 使用 16 字节地址空间。设每隔 1 微秒就分配出 100 万个地址。试计
算大约要用多少年才能将 IP 地址空间全部用光。可以和宇宙的年龄（大约有 100 亿年）进
行比较。
答：使用 16 个字节，总的地址数为 2128 或 3.4×1038。如果我们以每 10-12 秒 106，亦 即每秒 1018 的速率分配它们，这些地址将持续 3.4×1020s，即大约 1013 年的时间。这个数字 是宇宙年龄的 1000 倍。当然，地址空间不是扁平的，因此它们的分配是非线性的，但这个计
算结果表明，即使分配方案，即使分配方案的效率为千分之一，这么多地址也永远都不会用 完。
第 8 章 运输层
8-01 试说明运输层的作用。网络层提供数据报或虚电路服务对上面的运输层有何影 响？
答：（1）运输层是资源子网与通信子网的界面和桥梁，它负责端到端的通信，既是七层
模型中负责数据通信的最高层，又是面向网络通信的低三层和面向信息处理的最高三层之间 的中间层，起承上启下的作用。
（2）若通信子网所提供的服务越多，运输协议就可以做得越简单。若网络层提供虚电路 服务，那就能保证报文无差错、不丢失、不重复且按序地进行交付，因而运输协议就很简单。 但若网络层提供的是不可靠的数据报服务，则就要求主机有一个复杂的运输协议。在极端情 况下可以不需要运输层。
8-02 试用示意图来解释运输层的复用。一个给定的运输连接能否分裂成许多条虚电 路？试解释之；画图说明许多个运输用户复用到一条运输连接上，而这条运输连接又复用到 若干条网络连接（虚电路）上。
答：所有的传输层协议都为应用程序提供多路复用多路分解服务。除了多路复用移路分 解服务之外，传输层协议还可以给应用进程提供其他服务，包括可靠数据传输、带宽保证和 传输延迟保证。
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图 传输层在两个应用程序之间提供了逻辑的而不是物理的通信
如图所示，传输层协议实现于终端系统上，而不是在网络路由器上。网络路由器只作用 于 3—PDU 的网络层字段，而不作用于传输层字段。
8-03 解释为什么运输连接突然释放掉就可能会丢失用户数据而 TCP 的连接释放方法
就可保证不丢失数据。
8-04 试用具体例子说明为什么在运输连接建立时要使用三次握手。说明如不这样做可能 会出现什么情况。
解答：我们知道，3 次握手完成两个重要功能，既要双方做好发送数据的准备工作（双 方都知道彼此已准备好），也要允许双方就初始序列号进行协商，这个序列号在握手过程中被 发送与确认。
现在把三次握手改成仅需要两次握手，死锁是可能发生的。作为例子，考虑计算机 A 和
B 之间的通信。假定 B 给 A 发送一个连接请求分组，A 收到了这个分组，并发送了确认应答
分组。按照两次握手的协定，A 认为连接已经成功地建立了，可以开始发送数据分组。可是， B 在 A 的应答分组在传输中被丢失的情况下，将不知道 A 是否已准备好，不知道 A 建议什 么样的序列号用于 A 到 B 的交通，也不知道 A 是否同意 B 所建议的用于 B 到 A 交通的初始 序列号，B 甚至怀疑 A 是否收到自己的连接请求分组。在这种情况下，B 认为连接还未建立 成功，将忽略 A 发来的任何数据分组，只等待接收连接确认应答分组。而 A 在发出的分组超 时后，重复发送同样的分组。这样就形成了死锁。
8-05 一个 TCP 报文段中的数据部分最多为多少个字节？为什么？如果用户要传送的 数据的字节长度，超过 TCP 报文段中的序号宇段可能编出的最大序号，问还能否用 TCP 来 传送？
解答：整个 TCP 报文段必须适配 IP 分组 65535 字节的载荷段。因为 TCP 头最少 20 个
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字节，所以仅剩下 65515 字节用于 TCP 数据。
8-06 主机 A 和 B 使用 TCP 通信。在 B 发送过的报文段中，有这样连续的两个：ACK＝120 和 ACK＝100。这可能吗（前一个报文段确认的序号还大于后一个的）？试说明理由。 8-07 在使用 TCP 传送数据时，如果有一个确认报文段丢失了，也不一定会引起对方数 据的重传。试说明理由（可结合上一题讨论）。
8-08 在 8.4.1 小节曾讲过，若收到的报文段无差错，只是未按序号，则 TCP 对此未作 明确规定，而是让 TCP 的实现者自行确定。试讨论两种可能的方法的优劣：
（1） 将不按序的报文段丢弃；
（2） 先将不按序的报文段暂存于接收缓存内，待所缺序号的报文段收齐后再一起上交 应用层。
解答：——
尽管到达的每个数据报都是完整的，但可能到达的数据报顺序是错误的，因此，TCP 必 须准备适当地重组报文的各个部分。
8-09 设 TCP 使用的最大窗口为 64ＫＢ，即 64 × 1024 字节，而传输信道的带宽可认
为是不受限制的。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？
解答：10 毫秒×2=20 毫秒
每 20 毫秒可以发送一个窗口大小的交通量，每秒 50 个窗口（1000 毫秒÷20 毫秒=50） 65535×8×50 = 26.214Mbps
26.214Mbps÷1000Mbbps ≈ 2.6%
所以，最大吞吐率是 26.214Mbps，线路效率约为 2.6%。
之和为 250mS。每一个广域网的范围为 1500 kM，其传播时延可按 150000 kM/s 来计算。
各数据链路速率为 48kb/s，帧长为 960bit。
8-10 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。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
8-11 重复上题，但假定其中的一个陆地上的广域网的传输时延为 150mS。
8-12 什么是 Karn 算法？在 TCP 的重传机制中，若不采用 Karn 算法，而是在收到确 认时认为是对重传报文段的确认，那么由此得出的往返时延样本和重传时间都会偏小。试问： 重传时间最后会减小到什么程度？
答：Karn 提出了一个算法：在计算平均往返时延时，只要报文段重发了，就不采用其往 返时延样本。这样得出的平均往返时延和重发时间当然就较准确。
反之，若不采用 Karn 算法，若收到的确认是对重发报文段的确认，但却被源站当成是 对原来的报文段的确认，那么这样计算出的往返时延样本和重发时间就会偏大。如果后面再
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发送的报文段又是经过重发后才收到确认报文段，那么按此方法得出的重发时间就越来越长。
若收到的确认是对原来的报文段的确认，但被当成是对重发报文段的确认，则由此计算 出的往返时延样本和重发时间都会偏小。这就必然导致报文段的重发。这样就有可能导致重 发时间越来越短。
8-13 若一个应用进程使用运输层的用户数据报 UDP。但继续向下交给 IP 层后，又封 装成 IP 数据报。既然都是数据报，是否可以跳过 UDP 而直接交给 IP 层？ UDP 能否提 供 IP 没有提供的功能？
8-14 使用 TCP 对实时话音业务的传输有没有什么问题？使用 UDP 在传送文件时会 有什么问题？
答：首先，TCP/IP 协议本是为非实时数据业务而设计的。传统的 IP 网络主要是用来传
输数据业务采用的是尽力而为的、无连接的技术，存在失序到达和时延抖动甚至分组丢失等
情况。TCP 的流控制没有对语音处理优化的考虑，所以 VoIP 时有延时和丢包的情况。UDP
传输协议的报文可能会出现丢失、重复、延迟 以及乱序的错误，使用 UDP 进行通信的程序 就必须负责处理这些问题。
8-15 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：传统的 TCP 总是把分组丢失解释为拥塞，而假定链路错误造成的分组丢失是可以忽 略的。但是（1）在高速网络中，当数据传输速率比较高时，链路错误是不能忽略的。（ 2）要 求的窗口大小很容易超出最大允许的 65 536 字节。（ 3）较大的往返延迟偏差将导致不精确的 往返时间估计，它最终将降低 TCP 的丢失检测机制的效能，可能导致拥塞崩溃。
8-16 一个应用程序用 UDP，到了 IP 层将数据报再划分为 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
能否将这两次传输的 4 个数据报片组装成为完整的数据报？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。
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
8-17 为什么在 TCP 首部中有一个首部长度字段，而 UDP 的首部中就没有这个字段？ 答：这是 TCP 与 UDP 包的区别，TCP 包的首部字段可以更好的保证数据传输的可靠安 全，而 UDP 就不能保证，所以 UDP 比 TCP 快，不间断但是不可靠，例如 QQ 视频就是使用 UDP，经常出现人不动，就是这个原因。
8-18 一个 UDP 数据报的数据字段为 8192 字节。要使用以太网来传送。试问应当划分 为几个数据报片？说明每一个数据报片的数据字段长度和片偏移字段的值。
8-19 网络允许的最大报文段长度为 128 字节，序号用 8bit 表示，报文段在网络中的寿
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