网络层向上提供的服务有哪两种？比较优缺点_百度知道
网络层向上提供的服务有哪两种？比较优缺点
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作为一个独立的信息单 位传送，应先建立一条虚 电路，故虚电路服务比数据报服务的可靠性高。而数据报服务，网络层从运输层接收报文，而避开流量较高 的路由。（6）关于平衡网络流量
数据报在传输过程中。但是，因而是一种开销较小的通信方式，将其装上报头（源，势必增加网络开销，都只需填上虚电路号，可能各自通过不同的路径到达目的主机，数 据报服务的适应性比虚电路服务强，因此数据报服务既平衡网络中的信息流量，所以能保证分组按发送顺序到达目的主机，而虚电路服务则必须重新建立虚电路才能进行通信，若采用数据报服务。而在虚电路服务中。（3）关于路由选择
虚电路服务 沿途各结点只在呼叫请求分组在网中传输时、目的地址等信息）后，当把一份长报文分成若干个短的数据报 时。当有一 个很长的报文需要传输时，每个数据每经过一个网络结点都要进行一次路由选择，由于它们被独立传送，以后便不需要了，又可使数据报得以更迅速地传输（1）在传输方式
虚电路服务在源，通信结束应将虚电路拆除，然后才能进行通信，在数据传输 阶段，对方也都给予确认，因而数据报服务的可靠性不是很高、目的主机的全网地址不仅累赘。因此，目标结点收到数据后也不需发送确认，数据报服务可以绕开这些故障地区。但是，一旦虚电路建立后。而数据报服务。（4）关于分组顺序
对虚电路服务，在每个数据报中都必须具有源和目的主机的全网地址，必须先把它分成若干个具有定长的分组，这对频繁的人—机交互通信每次都附上源，因此，以便网络结点根据所带地址 向目的主机转发。但发方不能确切地知道对方是否准备好接收，由 于从源主机发出的所有分组都是通过事先建立好的一条虚电路进行传输，进行路径选择，而另选其他路径。（5）可靠性与适应 性
虚电路服务在通信之前双方已进行过连接，中继结点可为数据报选择一条流量较小的路由，是否正在忙 碌，不需建立和释放连接，而且每发完一定数量的分组后，由于每个数据报都单独传送，把数据传至目的地。（2）关于全网地址
虚电路服务仅在源主机发出呼叫分组中需要填上源和目的主机的全网地址。可是在数据报服务时，也降低了信道利用率，当传输途中的某 个结点或链路发生故障时，中继结点是不能根据流量情况来改变 分组的传送路径的、目的主机通信之前，因而数据报服务不能保证这些数据报按序列到达目的主机
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第四章网络层
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计算机网络谢希仁编著的第六版第四章课后习题答案
传输可靠性要求高的场合，减少了额外开销。 答案、不可靠的数据传输，传输中的分组可能丢失和重复：虚电路服务和数据报服务、通信子网负载不均衡，提供面向无连接的。数据报服务的灵活性好。 虚电路的缺点。 虚电路的优点.：虚电路服务是面向连接的：虚电路服务必须建立连接。
答案太多传不上来，也可以由用户机负责，当某个结点发生故障时，使分组的控制信息部分的比特数减少；端到端的差错处理和流量控制只由主机负责第4 章 网络层 4-01网络层向上提供的服务有哪两种，适用于传输可靠性要求不高；目的站地址仅在连接建立阶段使用.；属于同一条虚电路的分组总是按照同一路由进行转发.？试比较其优缺点.；端到端的差错处理和流量控制可以由分组交换网负责.，提供可靠的端到端数据传输.；每个分组都要有目的站的全地址：数据报服务是面向无连接的，每个分组使用短的虚电路号。虚电路服务适用于通信信息量大。 数据报的优点；每个分组独立选择路由进行转发；当结点发生故障时、速率要求高，所有通过出故障的结点的虚电路均不能工作.，留下邮箱可以发给你..：数据报服务不需要建立连接，后续的分组可以另选路由；当网络发生故障是，因而提高了通信的可靠性，一些路由可能会发生变化，出故障的结点可能会丢失数据、需要选择最佳路径的场合、不重复，到达目的站时不一定按发送顺序，网络能够保证分组总是按照发送顺序到达目的站，且不丢失。 数据报的缺点
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出门在外也不愁计算机网络(第5版)课后习题答案：第5章 运输层 34-第2页
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计算机网络(第5版)课后习题答案：第5章 运输层 34-2
本；超时重传时间RTO?RTTS+4?RTTD；新的RTTS?(1??)?(旧的RTTS)???；RTT的偏差的加权平均值RTTD(第一次测量时，；半)：新的RTTD=(1??)?(旧的RTTD)；设新往返时延样本Ti；RTT（1）=?*RTT（i-1）+（1-?）*；RTT^（i）=?*RTT（i-1）+（1-?）；RTT（1）=?*0+(1-?)*T(1本。超时重传时间 RTO ? RTTS + 4 ? RTTD新的 RTTS ? (1 ? ?) ? (旧的 RTTS) ? ? ? (新的 RTT 样本)RTT 的偏差的加权平均值RTTD (第一次测量时，RTTD 值取为测量到的 RTT 样本值的一半) ：新的 RTTD = (1 ? ?) ? (旧的RTTD) + ? ? ?RTTS ? 新的 RTT 样本? 。设新往返时延样本TiRTT（1）=?*RTT（i-1）+（1-?）*T（i）；RTT^（i）=?* RTT（i-1）+（1-?）*T（i）/2；RTT（1）=?*0+(1-?)*T(1)= (1-?)*T(1);RTT^（1）=?*0+(1-?)*T(1)/2= RTT（1）/2RTT（2）= ?*RTT（1）+（1-?）*T（2);RTT^（2）= ?*RTT（1）+（1-?）*T（2)/2;= ?*RTT（1）/2+（1-?）*T（2)/2= RTT（2）/2RTO=beta*RTT，在统计意义上，重传时间最后会减小到使用karn算法的1/2。5-33 假定TCP在开始建立连接时，发送方设定超时重传时间是RTO=6s。（1）当发送方接到对方的连接确认报文段时，测量出RTT样本值为1.5s。试计算现在的RTO值。（2）当发送方发送数据报文段并接收到确认时，测量出RTT样本值为2.5s。试计算现在的RTO值。答：（1）据RFC2988建议，RTO=RTTs+4*RTTd。其中RTTd是RTTs的偏差加权均值。初次测量时，RTTd（1）= RTT（1）/2；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=0.75sRTO(1)=RTTs(1)+4RTTd(1)=1.5+4*0.75=4.5(s)（2）RTT（2）=2.5 RTTs（1）=1.5s RTTd（1）=0.75sRTTd（2）=（1-Beta）* RTTd（1）+Beta*{ RTTs（1）- RT（2）}=0.75*3/4+{1.5-2.5}/4=13/16RTO(2)=RTTs（1）+4RTTd（2）=1.5+4*13/16=4.75s5-34 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=30RTT1=RTTO*(1-a) +26*a=29.6RTT2=RTT1*a+32(1-a)=29.84RTT3=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，加权平均往返时间RTTs的变化却很小。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+（）*3*ms5段链路的发送时延=960/（48*1000）*5*ms所以5段链路单程端到端时延=530+100=630ms5-36 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：760ms5-37 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：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（当前拥塞窗口的一半）。与慢开始不同之处是拥塞窗口cwnd 不是设置为1，而是设置为新的慢开始门限ssthresh（当前拥塞窗口的一半）。乘法减小：是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现超时（即很可能出现了网络拥塞），就把慢开始门限值 ssthresh设置为当前的拥塞窗口值的一半。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。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：Cwnd n1 12 23 44 85 166 327 338 349 3510 3611 3712 3813 3914 4015 4116 4217 2118 2219 2320 2421 2522 2623 124 225 426 8（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。答：课本后答案。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，而仍然可接受主机1发来的数据，所以可保证不丢失数据。5-46 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：3次握手完成两个重要的功能，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和确认。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，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，只等待连接确认应答分组。而A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。5-47 一个客户向服务器请求建立TCP连接。客户在TCP连接建立的三次握手中的最后一个报文段中捎带上一些数据，请求服务器发送一个长度为L字节的文件。假定：（1）客户和服务器之间的数据传输速率是R字节/秒，客户与服务器之间的往返时间是RTT（固定值）。（2）服务器发送的TCP报文段的长度都是M字节，而发送窗口大小是nM字节。（3）所有传送的报文段都不会出错（无重传），客户收到服务器发来的报文段后就及时发送确认。（4）所有的协议首部开销都可忽略，所有确认报文段和连接建立阶段的报文段的长度都可忽略（即忽略这些报文段的发送时间）。试证明，从客户开始发起连接建立到接收服务器发送的整个文件多需的时间T是：T=2RTT+L/R 当nM&R(RTT)+M或 T=2RTT+L/R+(K-1)[M/R+RTT-nM/R] 当nM&R(RTT)+M其中，K=[L/nM]，符号[x]表示若x不是整数，则把x的整数部分加1。解：发送窗口较小的情况，发送一组nM个字节后必须停顿下来，等收到确认后继续发送。 共需K=[L/nM]个周期，其中前K-1个周期每周期耗时M/R+RTT,共耗时（K-1）（M/R+RTT）第K周期剩余字节数Q=L-（K-1）*nM，需耗时Q/R总耗时=2*RTT+(K-1)M/(R+RTT)+Q/R=2*RTT+L/R+(K-1)[( M/R+RTT)-nM/R]包含各类专业文献、幼儿教育、小学教育、高等教育、生活休闲娱乐、文学作品欣赏、专业论文、外语学习资料、各类资格考试、计算机网络(第5版)课后习题答案：第5章 运输层 34等内容。
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