51(1)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? (2)当应用程序使用面向连接的TCP和无连接的IP时,这种传输是面向连接的还是无连接的? (3)接收端受到有差错的UDP用户数据报如何处理 答:(1)运输层向它上面的应用层提供通信服务,它属于面向通信部分的最高层,同时也是用户功能中的最低 层。在通信子网中咩有运输层。运输层只存在于通信子网以外的主机中。 (2) (3)直接扔掉 5.2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。 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 5.4解释为什么突然释放运输连接就可能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数据段之前发出了释放连接请求,如果就这样突然释放连接,显 然主机1发送的第二个TCP报文段会丢失。而使用TCP的连接释放方法,主机2发出了释放连接的请求,那么即使收 到主机1的确认后,只会释放主机2到主机1方向的连接,即主机2不再向主机1发送数据,而仍然可接收主机1发来的 数据,所以可保证不丢失数据 5.5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 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,重复发送冋样的分组。这样就形成了死锁 56一个TCP报文段的数据部分最多为多少字节?为什么?如果用户要传送的数据的字节长度超过TCP报文 段中的序号字段可能编出的最大序号,问还能否用TCP来传送? 答:由于Tcp报文数据部分加上TCP首部的20字节,再加上P数据报的首部的20字节,要放入P数据报中,则TCP报 文的最大长度是65495字节。当然,IP首部包含了选择,则IP首部长度超过20字节,这时TCP报文段的数据部分的长 度将小于65495字节。 如果长度超过TCP报文段中的序号字段可能编出的最大序号,可以循环重复使用序号。 57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 答:不可能,ACK=120的意思是告诉A,120以前的数据全部受到了,所以没有必要再发送ACK=100了 58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) 答:如果当前的确认报文段丢失了,可以不重传数据,只要后续的数据能够正常到达,并且发送方接受到接收方发 送的后续数据的确认报文段就表示,当前的数据也正常接受了
5.1(1)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？ (2)当应用程序使用面向连接的TCP和无连接的IP时，这种传输是面向连接的还是无连接的？ （3）接收端受到有差错的UDP用户数据报如何处理？ 答：（1）运输层向它上面的应用层提供通信服务，它属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低 层。在通信子网中咩有运输层。运输层只存在于通信子网以外的主机中。 （2） （3）直接扔掉 5.2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。 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。 5.4解释为什么突然释放运输连接就可能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数据段之前发出了释放连接请求，如果就这样突然释放连接，显 然主机1发送的第二个TCP报文段会丢失。而使用TCP的连接释放方法，主机2发出了释放连接的请求，那么即使收 到主机1的确认后，只会释放主机2到主机1方向的连接，即主机2不再向主机1发送数据，而仍然可接收主机1发来的 数据，所以可保证不丢失数据。 5.5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。 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。 5.6一个TCP报文段的数据部分最多为多少字节？为什么？如果用户要传送的数据的字节长度超过TCP报文 段中的序号字段可能编出的最大序号，问还能否用TCP来传送？ 答：由于Tcp报文数据部分加上TCP首部的20字节，再加上IP数据报的首部的20字节，要放入IP数据报中，则TCP报 文的最大长度是65495字节。当然，IP首部包含了选择，则IP首部长度超过20字节，这时TCP报文段的数据部分的长 度将小于65495字节。 如果长度超过TCP报文段中的序号字段可能编出的最大序号，可以循环重复使用序号。 5.7 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 答：不可能，ACK=120的意思是告诉A，120以前的数据全部受到了，所以没有必要再发送ACK=100了。 5.8 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）。 答：如果当前的确认报文段丢失了，可以不重传数据，只要后续的数据能够正常到达，并且发送方接受到接收方发 送的后续数据的确认报文段就表示，当前的数据也正常接受了
5.9在7.4.3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。 答:如果丢弃了,则会造成很多数据报的重新传输,造成网络资源的浪费 如果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。这样可以减轻网络负担 510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 平均时延为20ms,问所能得到的最大的吞吐量是多少? 答:可见在报文段平均往返时延20ms内,发送方最多能发送64×1024×8比特,所以最大的吞吐量为=64×1024×8 (20×10-3)=26214400bts=262 I Mbit/s 5.』1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。各数据链路数率为48kbit!s,帧长为960bits 答:5段链路的传播时延=250×2+(1500/150000×X3×1000=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 52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 答:5段链路的传播时延=250×2+(1500150000×2×1000+150=670ms 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=670+100=870ms 5.』13什么是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 5.14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? 答:UDP在IP的数据报服务之上加了很少一点功能,这就是端口的功能(有了端口,运输层就可以进行复用和分 用)和差错检测的功能 55使用TCP对实时话音数据的传输有没有什么问题?使用UDP在传送数据文件时会有什么问题? 答:由于UDP没有拥塞控制,因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用很重要,实时 话音数据的传输要求源主机以恒定的速率发送数据,并且允许在网络发生拥塞时丢失一些数据,但却不允许数据有 太大的时延。 516一个应用程序用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2个数据报片丢失,后 2个到达目的站。过了一段时间应用程序重传UDP,而P层仍然划分为4个数据报片来传送。结果这次前2个 到达目的站而后2个丢失。问:在目的站能否将这2次传输的4个数据报片组装成为一个完整的数据报?假定 目的站第1次受到的后2个数据报片仍然保存在目的站的缓存中
5.9 在7.4.3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。 答：如果丢弃了，则会造成很多数据报的重新传输，造成网络资源的浪费； 如果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。这样可以减轻网络负担。 5.10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 平均时延为20ms，问所能得到的最大的吞吐量是多少？ 答：可见在报文段平均往返时延20ms内，发送方最多能发送64×1024×8比特，所以最大的吞吐量为=64×1024×8÷ （20×10-3）=26214400bit/s=26.21Mbit/s。 5.11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。各数据链路数率为48kbit/s，帧长为960bit。 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 5.12 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 答：5段链路的传播时延=250×2+（1500/150000）×2×1000+150=670ms 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=670+100=870ms 5.13什么是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。 5.14 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？ 答：UDP在IP的数据报服务之上加了很少一点功能，这就是端口的功能（有了端口，运输层就可以进行复用和分 用）和差错检测的功能。 5.15 使用TCP对实时话音数据的传输有没有什么问题？使用UDP在传送数据文件时会有什么问题？ 答：由于UDP没有拥塞控制，因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用很重要，实时 话音数据的传输要求源主机以恒定的速率发送数据，并且允许在网络发生拥塞时丢失一些数据，但却不允许数据有 太大的时延。 5.16 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2个数据报片丢失，后 2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2个 到达目的站而后2个丢失。问：在目的站能否将这2次传输的4个数据报片组装成为一个完整的数据报？假定 目的站第1次受到的后2个数据报片仍然保存在目的站的缓存中
答:可以合并。 517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:UDP数据报中没有控制信息等字段 518一个UDP用户数据报的数据字段为8192字段。要使用以太网来传送。问应当划分为几个数据报片?说明 每个数据报片的数据字段长度和片偏移字段的值 答:6个数据报片,1480,0:1480,185:1480,370:1480,55:1480,740:792,9255.24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?“乘法减少”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,可以使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端的 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,就应立即重传丢失的报文段而不 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:(1)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。 (2)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+3+MSS。 (3)若收到的重复的ACK为n个(n>3),则将cwnd设置为 ssthresh+n*MSS (4)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 (5)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,只要岀现一次超时(即岀现一次网络拥塞),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,当收到对所有报文段的确认就将拥塞窗口cwd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。 5.19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命为30秒,求每一条TCP 连接所能达到的最高数据率 答:28×128×8/30=8738bis 520若TCP中的序号采用64bit编码,而每一个字节有其自己的序号,问在75Tb/s的传输速率下(光线的理论 速率),分组的寿命应为多大才不会使序号发生重复? 答:264x=75×1012/8=x=1967652s=228天 5.21一个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120kbs。问发 送端窗口是多少? 来回路程的时延=128×2=256ms。 设发送窗口为X字节,假定一次最大发送量等于窗口值,那么,每发送一次都得停下来等待得到本窗口的确认, 以得到新的发送许可,这样 8X256×10 120×103,=7228字节 56×103
答：可以合并。 5.17 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：UDP数据报中没有控制信息等字段。 5.18 一个UDP用户数据报的数据字段为8192字段。要使用以太网来传送。问应当划分为几个数据报片？说明 每个数据报片的数据字段长度和片偏移字段的值。 答：6个数据报片，1480，0；1480，185；1480，370；1480，555；1480，740；792，9255.24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？“乘法减少”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，可以使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端的 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，就应立即重传丢失的报文段而不 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：(1) 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。 (2) 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 + 3 *MSS。 (3) 若收到的重复的 ACK 为 n 个（n > 3），则将 cwnd 设置为 ssthresh + n * MSS。 (4) 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。 (5) 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，当收到对所有报文段的确认就将拥塞窗口 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。 5.19 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命为30秒，求每一条TCP 连接所能达到的最高数据率。 答：2 8×128×8/30=8738bit/s 5.20 若TCP中的序号采用64bit编码，而每一个字节有其自己的序号，问在75Tb/s的传输速率下（光线的理论 速率），分组的寿命应为多大才不会使序号发生重复？ 答：2 64 /x=75×1012 /8=>x=1967652s=22.8天 5.21 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。问发 送端窗口是多少？ 答： 来回路程的时延=128×2=256ms。 设发送窗口为X字节，假定一次最大发送量等于窗口值，那么，每发送一次都得停下来等待得到本窗口的确认， 以得到新的发送许可，这样 8X 8X 256×10-3 =120×103， X=7228字节 256×103
5.22设源站和目的站相距20km,而信号在传输媒体中的传播速率为200km/ms。若一个分组长度为1KB,而 其发送时间等于信号的往返传播时延,求数据的发送速率 答:20/200=0.lms IKB/0. 2ms=5MB/s 5.23一UDP用户数据报的首部的16进制表示是:06320045001CE217。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还是从服务器发送给客户?使用UDP的 这个服务器程序是什么? 答:首部的二进制形式为 源端口目的端口用户数据报的总长度检验和 “11000110010000000000100010100000000000111001110001000010l11” 57879 数据部分长度是28-8=20 从客户发给服务器,服务程序是TFTP 5.24已知TCP的往返时延的当前值是30ms。现在收到了3个连接的确认报文段,他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a=09。计算新的估计的往返时延值RTT。 答 第一次RTT=30×09+26×0.1=296 第二次RTT=296×0.9+32×0.1=29.84 第三次RTT=29.84×0.9+24×0.1=29.256
5.22 设源站和目的站相距20km，而信号在传输媒体中的传播速率为200km/ms。若一个分组长度为1KB，而 其发送时间等于信号的往返传播时延，求数据的发送速率。 答：20/200=0.1ms 1KB/0.2ms＝5MB/s 5.23 一UDP用户数据报的首部的16进制表示是：06 32 00 45 00 1C E2 17。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还是从服务器发送给客户？使用UDP的 这个服务器程序是什么？ 答：首部的二进制形式为 源端口 目的端口 用户数据报的总长度 检验和 “11000110010 0000000001000101 0000000000011100 1110001000010111” 1586 69 28 57879 数据部分长度是28－8＝20 从客户发给服务器，服务程序是TFTP 5.24 已知TCP的往返时延的当前值是30ms。现在收到了3个连接的确认报文段，他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。计算新的估计的往返时延值RTT。 答： 第一次RTT=30×0.9＋26×0.1＝29.6 第二次RTT=29.6×0.9＋32×0.1＝29.84 第三次RTT=29.84×0.9＋24×0.1＝29.256