試說明運輸層在協(xié)議棧中的地位和作用

1、第五章傳輸層5-01 試說明運輸層在協(xié)議棧中的地位和作用，運輸層的通信和網(wǎng)絡層的通信有什么重要區(qū)別？為什么 運輸層是必不可少的？答：運輸層處于面向通信部分的最高層，同時也是用戶功能中的最低層，向它上面的應用層提供 服務運輸層為應用進程之間提供端到端的邏輯通信，但網(wǎng)絡層是為主機之間提供邏輯通信（面向主機, 承擔路由功能，即主機尋址及冇效的分組交換）。各種應用進程之間通信需?！翱煽炕虮M力而為”的兩類服務質(zhì)戢，必須±1運輸層以復用和分用的 形式加載到網(wǎng)絡層。5-02 網(wǎng)絡層提供數(shù)據(jù)報或虛電路服務對上面的運輸層有何影響？答：網(wǎng)絡層提供數(shù)據(jù)報或虛電路服務不影響上面的運輸層的運行機制。但提供不同

2、的服務質(zhì)量。5-03 當應用程序使用面向連接的tcp和無連接的ip時，這種傳輸是面向連接的還是面向無連接的？ 答：都是。這要在不同層次來看，在運輸層是面向連接的，在網(wǎng)絡層則是無連接的。5-04 試用畫圖解釋運輸層的復用。畫圖說明許多個運輸用戶復用到一條運輸連接上，而這條運輸連接 有復用到ip數(shù)據(jù)報上。5-05試舉例說明有些應用程序愿意采用不可靠的udp,而不用采用可靠的tcpo答：voip：由于語音信息具冇一定的冗余度，人耳對voip數(shù)據(jù)報損失由一定的承受度，但對傳 輸時延的變化較敬感。冇差錯的udp數(shù)據(jù)報在接收端被直接拋棄，tcp數(shù)據(jù)報出錯則會引起巫傳，可能帶來較大的時延 擾動。因此voip

3、寧可采用不可靠的udp,而不愿意采用可靠的tcpo506接收方收到有差錯的udp用戶數(shù)據(jù)報時應如何處理？答：丟棄5-07如果應用程序愿意使用udp來完成可靠的傳輸，這可能嗎？請說明理由答：可能，但應用程序中必須額外捉供與tcp相同的功能。508為什么說udp是面向報文的，而tcp是面向字節(jié)流的？答：發(fā)送方udp對應用程序交下來的報文，在添加首部后就向下交付ip層。udp對應用層交 下來的報文，既不合并，也不拆分，而是保留這些報文的邊界。接收方udp對ip層交上來的udp用戶數(shù)據(jù)報,在去除首部后就原封不動地交付上層的應 用進程，一次交付一個完整的報文。發(fā)送方tcp對應用程序交下來的報文數(shù)據(jù)塊，視

4、為無結構的字節(jié)流（無邊界約束，課分拆/ 合并），但維持各字節(jié)5-09端口的作用是什么？為什么端口要劃分為三種？答：端口的作用是對tcp/ip體系的應用進程進行統(tǒng)一的標志，使運行不同操作系統(tǒng)的計算機的應 用進程能夠互相通信。熟知端口，數(shù)值一般為0-1023.標記常規(guī)的服務進程；竊記端口號，數(shù)值為102449151,標記沒冇熟知端口號的非常規(guī)的服務進程；5-10試說明運輸層中偽首部的作用。答：用于計算運輸層數(shù)據(jù)報校驗和。511某個應用進程使用運輸層的用戶數(shù)據(jù)報udp,然而繼續(xù)向下交給ip層后，又封裝成ip數(shù)據(jù)報。既然都是數(shù)據(jù)報，可否跳過udp而直接交給ip層？哪些功能udp提供了但ip沒提提供？答

5、：不可跳過udp而直接交給ip層ip數(shù)據(jù)報ip報承擔主機尋址，提供報頭檢錯；只能找到冃的主機而無法找到冃的進程。udp提供對應用進程的復用和分用功能，以及提供對數(shù)據(jù)差分的差錯檢驗。5-12 一個應用程序用udp,到ip層把數(shù)據(jù)報在劃分為4個數(shù)據(jù)報片發(fā)送出去，結果前兩個數(shù)據(jù)報片 丟失，后兩個到達冃的站。過了一段時間應用程序重傳udp,而ip層仍然劃分為4個數(shù)據(jù)報片 來傳送。結果這次前兩個到達目的站而后兩個丟失。試問：在目的站能否將這兩次傳輸?shù)?個數(shù) 據(jù)報片組裝成完整的數(shù)據(jù)報？假定目的站第一次收到的后兩個數(shù)據(jù)報片仍然保存在目的站的緩 存中。答：不行重傳時，ip數(shù)據(jù)報的標識字段會有另一個標識符。僅當

6、標識符相同的ip數(shù)據(jù)報片才能組裝成一個ip數(shù)據(jù)報。前兩個ip數(shù)據(jù)報片的標識符與后兩個ip數(shù)據(jù)報片的標識符不同，因此不能組裝成一個ip數(shù)據(jù)報。5-13 個udp用戶數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)字段為8192季節(jié)。在數(shù)據(jù)鏈路層要使用以太網(wǎng)來傳送。試問應當劃分 為幾個ip數(shù)據(jù)報片？說明每一個ip數(shù)據(jù)報字段長度和片偏移字段的值。答：6個數(shù)據(jù)字段的長度：前5個是1480字節(jié)，故后一個是800字節(jié)。片偏移字段的值分別是：0, 1480, 2960, 4440, 5920和7400.514 一 udp用戶數(shù)據(jù)報的首部十六進制表示是：06 32 00 45 00 1c e2 17.試求源端口.目的端口. 用戶數(shù)據(jù)報的總長度、數(shù)

7、據(jù)部分長度。這個用戶數(shù)據(jù)報是從客戶發(fā)送給服務器發(fā)送給客戶？使用 udp的這個服務器程序是什么？解：源端m 1586, h的端口 69, udp用戶數(shù)據(jù)報總長度28字節(jié)，數(shù)據(jù)部分長度20字節(jié)。此udp用戶數(shù)據(jù)報是從客戶發(fā)給服務器（因為h的端口號1023,是熟知端口）、服務器程序是 tfftpo5-15 使用tcp對實時話音數(shù)據(jù)的傳輸有沒有什么問題？使用udp在傳送數(shù)據(jù)文件時會有什么問題？ 答：如果語音數(shù)據(jù)不是實時播放（邊接受邊播放）就可以使用tcp,因為tcp傳輸可靠。接收端 用tcp講話音數(shù)據(jù)接受完畢后，可以在以后的任何時間進行播放。但假定是實時傳輸，則必須使 用 udp。udp不保證可靠交付

8、，但ucp比tcp的開銷要小很多。因此只要應用程序接受這樣的服務質(zhì)量就 可以使用udp。5-16 在停止等待協(xié)議中如果不使用編號是否可行？為什么？答:分組和確認分組都必須進行編號，才能明確哪個分則得到了確認。5-17 在停止等待協(xié)議中，如果收到重復的報文段時不予理睬（即悄悄地丟棄它而其他什么也沒做）是 否可行？試舉出具體的例子說明理由。答:確認皿超時 重傳w丟棄重復的卜1 不重傳確認卜人a發(fā)送g超時i 重傳皿一收到重復幀不確認相當于確認丟失518 假定在運輸層使用停止等待協(xié)議。發(fā)送發(fā)在發(fā)送報文段m0后再設定的時間內(nèi)未收到確認，于是 重傳m0,但m0又遲遲不能到達接收方。不久，發(fā)送方收到了遲到的

9、對m0的確認，于是發(fā)送 下一個報文段ml,不久就收到了對ml的確認。接著發(fā)送方發(fā)送新的報文段m0,但這個新的 m0在傳送過程中丟失了。正巧，一開始就滯留在網(wǎng)絡中的m0現(xiàn)在到達接收方。接收方無法分 辨m0是舊的。于是收下m0,并發(fā)送確認。顯然，接收方后來收到的m0是重復的，協(xié)議失敗 了。試畫出類似于圖59所示的雙方交換報文段的過程。答：i舊的mo被當成新的mo。5-19試證明：當用n比特進行分組的編號時，若接收到窗口等于1 （即只能按序接收分組），當僅在發(fā)送窗口不超過2=1時，連接arq協(xié)議才能正確運行。窗口單位是分組。解：見課后答案。5-20 在連續(xù)arq w中，若發(fā)送窗口等于7,則發(fā)送端在開

10、始時可連續(xù)發(fā)送7個分組。因此，在每 一分組發(fā)送后，都要置一個超時計時器?，F(xiàn)在計算機里只有一個硬時鐘。設這7個分組發(fā)出的時 間分別為t（mlt6,且tout都一樣大。試問如何實現(xiàn)這7個超時計時器（這叫軟件時鐘法）？ 解：見課后答案。521假定使用連& arq協(xié)議中，發(fā)送窗口大小事3,而序列范圍|0,15,而傳輸媒體保證在接收方能夠按序收到分組。在某時刻，接收方，下一個期望收到序號是5.試問：（1）在發(fā)送方的發(fā)送窗口中可能有出現(xiàn)的序號組合有哪幾種？（2）接收方已經(jīng)發(fā)送出去的.但在網(wǎng)絡中（即還未到達發(fā)送方）的確認分組可能有哪些？說 明這些確認分組是用來確認哪些序號的分組。522 主機a向主機

11、b發(fā)送一個很長的文件，其長度為l字節(jié)。假定tcp使用的mss有1460字節(jié)。（1）在tcp的序號不重復使用的條件下，l的最大值是多少？（2）假定使用上面計算出文件長度，而運輸層.網(wǎng)絡層和數(shù)據(jù)鏈路層所使用的首部開銷共66字節(jié)，鏈路的數(shù)據(jù)率為10mb/s,試求這個文件所需的最短發(fā)送時間。解：（1） l_max 的故大值是 2a32=4gb,g=2a30.（2）滿喩分片數(shù)q=l_max/mss（m整=2941758發(fā)送的總報文數(shù)n=q*（mss+66）+ （l_max-q*mss） +66） =4489122708+682=4489123390總字節(jié)數(shù)是n=4489123390字節(jié)，發(fā)送448912

12、3390字節(jié)需時間為:n*8/ （10*10） =3591.3 秒,即59.85分,約1小時。523 主機a向主機b連續(xù)發(fā)送了兩個tcp報文段，其序號分別為70和100。試問：（1）第一個報文段攜帶了多少個字節(jié)的數(shù)據(jù)？（2）主機b收到第一個報文段后發(fā)回的確認中的確認號應當是多少？（3）如果主機b收到第二個報文段后發(fā)回的確認中的確認號是180,試問a發(fā)送的第二個報 文段中的數(shù)據(jù)有多少字節(jié)？（4）如果a發(fā)送的第一個報文段丟失了，但第二個報文段到達了 bo b在第二個報文段到達 后向a發(fā)送確認。試問這個確認號應為多少？解：（1）第一個報文段的數(shù)據(jù)序號是70到99,共30字節(jié)的數(shù)據(jù)。（2）確認號應為1

13、00.（3）80字節(jié)。（4）705-24 一個tcp連接下面使用256kb/s的鏈路，其端到端時延為128ms。經(jīng)測試，發(fā)現(xiàn)吞吐量只有 120kb/so試問發(fā)送窗口 w是多少？（提示：可以有兩種答案，取決于接收等發(fā)出確認的時機）。 解：來回路程的時延等于256ms（=128msx2）.設窗口值為x（注意:以字節(jié)為單位）假 定一次最大發(fā)送量等于窗口值衛(wèi)發(fā)射時間等于256ms,那么海發(fā)送一次都得停下來期待 再次得到下一窗門的確認,以得到新的發(fā)送許可這樣，發(fā)射時間等于停止等待應答的時間， 結呆，測到的平均吞吐率就等于發(fā)送速率的一半，即8x=（256x 1000）=256x0.001x=8192所以，

14、窗口值為8192.525為什么在tcp首部中要把tcp端口號放入最開始的4個字節(jié)？答：在icmp的差錯報文屮要包含ip首部后面的8個字節(jié)的內(nèi)容，而這里面有tcp首部中的源端 口和h的端口。當tcp收到icmp差錯報文時需要用這兩個端口來確定是哪條連接出了差錯。526為什么在tcp首部中有一個首部長度字段，而udp的首部中就沒有這個這個字段？答：tcp首部除固定長度部分外，還冇選項，因此tcp首部長度是町變的。udp首部長度是固定 的。5-27 一個tcp報文段的數(shù)據(jù)部分最多為多少個字節(jié)？為什么？如果用戶要傳送的數(shù)據(jù)的字節(jié)長度超 過tcp報文字段中的序號字段可能編出的最大序號，問還能否用tcp來

15、傳送？答:65495字節(jié)，此數(shù)據(jù)部分加上tcp首部的20字節(jié),再加上ip首部的20字節(jié),正好是ip數(shù) 據(jù)報的最大長度65535.(當然，若ip首部包含了選擇，則1p首部長度超過 20字節(jié)，這時tcp 報文段的數(shù)據(jù)部分的長度將小于65495字節(jié)。)數(shù)據(jù)的字節(jié)長度超過tcp報文段中的序號字段可能編出的最大序號，通過循壞使用序號，仍能用 tcp來傳送。528 主機a向主機b發(fā)送tcp報文段，首部中的源端口是m而目的端口是譏當b向a發(fā)送回信 時，其tcp報文段的首部中源端口和目的端口分別是什么？答：分別是n和5-29 在使用tcp傳送數(shù)據(jù)時，如果有一個確認報文段丟失了，也不一定會引起與該確認報文段對應

16、 的數(shù)據(jù)的重傳。試說明理由。答：還未重傳就收到了對更高序號的確認。5-30 設tcp使用的最大窗口為65535字節(jié)，而傳輸信道不產(chǎn)生差錯，帶寬也不受限制。若報文段的 平均往返時延為20ms,問所能得到的最大吞吐量是多少？答：在發(fā)送時延可忽略的情況下，最大數(shù)據(jù)率二最大窗口*8/平均往返時間=26.2mb/so531通信信道帶寬為1gb / s,端到端時延為wmso tcp的發(fā)送窗口為65535字節(jié)。試問:可能達到的最大吞吐量是多少?信道的利用率是多少？答：l=65536 x8+40x8=524600c=109b/sl/c=0.0005246std=10x10-3s0.02104864throug

17、hput=l/(l/c+2xtd)=524600/0.0205246=25.5mb/sefficiency=(l/c)/(l/c+2 x d)=0.0255最大呑吐量為25.5mb/s<,信道利用率為25.5/1000=2.55%532 什么是karn算法?在tcp的重傳機制中，若不采用karn算法，而是在收到確認時都認為是對 重傳報文段的確認，那么由此得出的往返時延樣本和重傳時間都會偏小。試問：重傳時間最后會 減小到什么程度？答：karn算法：在計算平均往返吋延rtt時，只要報文段重傳了，就不采用其往返時延樣木。 設新往返時延樣木tirtt (i) =a*rtt (i-1) + (l-

18、a) *t (i)；rtta (i) =a* rtt (i-1) + (l-a)客t (i) /2；rtt (1) =a*0+(l-a)*t(l)= (l-a)*t(l);rtta (1) =a*0+(l-a)*t( 1)/2= rtt (1)/2rtt (2) =a*rtt (1) + (l-a) *t (2);rtta (2) = artt (1) + (l-a)宜t (2)/2;= a*rtt (1) /2+ (l-a) *t (2)/2= rtt (2) /2rto=beta*rtt,在統(tǒng)計意義上，重傳時間最后會減小到使用kam算法的1/2.533 假定tcp在開始建立連接時，發(fā)送方設

19、定超時重傳時間是rto=6so(1) 當發(fā)送方接到對方的連接確認報文段時，測量出rtt樣本值為l5so試計算現(xiàn)在的rto值。(2) 當發(fā)送方發(fā)送數(shù)據(jù)報文段并接收到確認時，測量出rtt樣本值為2.5s。試計算現(xiàn)在的rto 值。答：(1)據(jù)rfc2988建議，rto=rtts+4*rttdo其中rttd是rtts的偏差加權均值。初次測量吋，rttd (1) = rtt (i) /2；后續(xù)測量屮，rttd (i) = (1-beta) * rttd (i-l) +beta* rtts- rtt (i) ：beta=l/4依題意，rtt (1)樣本值為1.5秒，則rtts (1) =rtt (1) =

20、1.5srttd(l)=rtt(i)/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 (d =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 已知第一次測得tcp的往返時延的當前值是30 ms?，F(xiàn)在收到了三個接連的確認報文段，它們比 相應的

21、數(shù)據(jù)報文段的發(fā)送時間分別滯后的時間是：26ms, 32ms和24ms。設a=09。試計算每 一次的新的加權平均往返時間值rtts。討論所得出的結果。答：a=0.1, rtto=30rttl=rtto*(l-a) +26*a=29.6rtt2=rtt 1 *a+32( 1 -a)=29.84rtt3=rtt2*a+24 (l-a) =29.256三次算出加權平均往返吋間分別為29.6, 29.84和29.256ms?？梢钥闯?，rtt的樣木值變化多達20%吋，加權平均往返5-35 試計算一個包括5段鏈路的運輸連接的單程端到端時延。5段鏈路程中有2段是衛(wèi)星鏈路，有3 段是廣域網(wǎng)鏈路。每條衛(wèi)星鏈路又由

22、上行鏈路和下行鏈路兩部分組成?？梢匀∵@兩部分的傳播時 延之和為250mso每一個廣域網(wǎng)的范圍為1500km,其傳播時延可按150000km/s來計算。各數(shù) 據(jù)鏈路速率為48kb / s,幀長為960位。答：5 段鏈路的傳播吋延=250*2+ (1500/150000) *3*1000=530ms5 段鏈路的發(fā)送吋延=960/ (48*1000) *5* 1000= 100ms所以5段鏈路單程端到端時延=530+100=630ms536 重復5-35題，但假定其中的一個陸地上的廣域網(wǎng)的傳輸時延為150mso 答：760ms537 在tcp的擁塞控制中，什么是慢開始.擁塞避免.快重傳和快恢復算法?

23、這里每一種算法各起什 么作用？ “乘法減小”和“加法增大”各用在什么情況下？ 答：慢開始：在主機剛剛開始發(fā)送報文段時可先將擁塞窗口 cwnd設置為一個最大報文段mss的數(shù)假 在每 收到一個對新的報文段的確認后，將擁塞窗口增加至多一個mss的數(shù)值。用這樣的方法逐步增大 發(fā)送端的擁塞窗口 cwnd,可以分組注入到網(wǎng)絡的速率更加合理。擁塞避免：當擁塞窗口值頭于慢開始門限吋，停止使用慢開始算法而改用擁塞避免算法。擁塞避免算法使發(fā)送 的擁塞窗口每經(jīng)過一個往返時延rtt就增加一個mss的大小?？熘貍魉惴ㄒ?guī)定：發(fā)送端只要-念收須三個重復的ack即可斷定有分組丟失了，就應該立即重傳丟手的報文段而 不必繼續(xù)等待

24、為該報文段設置的重傳計吋器的超吋。快恢復算法.當發(fā)我端收到拓續(xù)三個重復的ack時，就重新設置慢開始門限ssthresh與慢開始不同之處是擁塞窗口 cwnd不是設置為i,而是設置為ssthresh若收到的重復的avk為n個(n>3),則將cwnd設置為ssthresh若發(fā)送窗口值還容許發(fā)送報文段，就按擁塞避免算法繼續(xù)發(fā)送報文段。若收到了確認新的報文段的ackt就將cwnd縮小到ssthresh乘法減?。菏侵覆徽撛诼_始階段還是擁塞避免階段，只要出現(xiàn)一次超時(即出現(xiàn)一次網(wǎng)絡擁塞)，就把慢開 始門限值ssthresh設置為當前的擁塞窗口值乘以0.5。當網(wǎng)絡頻繁出現(xiàn)擁塞吋，ssthresh值就下

25、降得很快，以大大減少注入到網(wǎng)絡中的分組數(shù)。加法增大：是指執(zhí)行擁塞避免算法后，在收到対所有報文段的確認后(即經(jīng)過一個往返時間)，就把擁塞窗口 cwnd增加一個mss大小，使擁塞窗口緩慢增大，以防止網(wǎng)絡過早出現(xiàn)擁塞。538 設tcp的ssthresh的初始值為8(單位為報文段)。當擁塞窗口上升到12時網(wǎng)絡發(fā)生了超時，tcp 使用慢開始和擁塞避免。試分別求出第1次到第15次傳輸?shù)母鲹砣翱诖笮?。你能說明擁塞控 制窗口每一次變化的原因嗎？答：擁塞窗口大小分別為：1，2, 4, 8, 9, 10, 11, 12, 1, 2, 4, 6, 7, 8, 9.539 tcp的擁塞窗口 cwnd大小與傳輸輪次n

26、的關系如下所示：cwnd1248163233343536373839n12345678910111213cwnd4041422122232425261248n14151617181920212223242526（1）試畫出如圖525所示的擁塞窗口與傳輸輪次的關系曲線。（2）指明tcp工作在慢開始階段的時間間隔。<3）指明tcp工作在擁塞避免階段的時間間隔。（4）在第16輪次和第22輪次之后發(fā)送方是通過收到三個重復的確認還是通過超市檢測到丟失了報文 段？（5）在第1輪次，第18輪次和第24輪次發(fā)送時，門限ssthresh分別被設置為多大？（6）在第幾輪次發(fā)送出第70個報文段？（7）假定在第

27、26輪次之后收到了三個重復的確認，因而檢測出了報文段的丟失，那么擁塞窗口 cwnd 和門限ssthresh應設置為多大？答:（1）擁塞窗口與傳輸輪次的關系曲線如圖所示（課本后答案）：（2）慢開始時間間隔：【1, 6】和【23, 26（3）擁塞避免時間間隔：【6, 16和17, 22（4）在第16輪次之后發(fā)送方通過收到三個重復的確認檢測到丟失的報文段。在第22輪次之后發(fā) 送方是通過超時檢測到丟失的報文段。（5）在第1輪次發(fā)送時，門限ssthresh被設置為32在第18輪次發(fā)送時，門限ssthresh被設置為發(fā)生擁塞時的一半，即21在第24輪次發(fā)送時，門限ssthresh是第18輪次發(fā)送時設置的2

28、1（6）第70報文段在第7輪次發(fā)送出。（7）擁塞窗口 cwnd和門限ssthresh應設置為8的一半,即4.5一（） tcp在進行流量控制時是以分組的丟失作為產(chǎn)生擁塞的標志。有沒有不是因擁塞而引起的分組丟 失的情況?如有，請舉出三種情況。答："*當ip數(shù)據(jù)報在傳輸過程中需要分片，但其中的一個數(shù)據(jù)報未能及吋到達終點，而終點組裝ip 數(shù)據(jù)報已超時，因而只能丟失該數(shù)據(jù)報；ip數(shù)據(jù)報已經(jīng)到達終點，但終點的緩存沒有足夠的空間 存放此數(shù)據(jù)報；數(shù)據(jù)報在轉(zhuǎn)發(fā)過程中經(jīng)過一個局域網(wǎng)的網(wǎng)橋，但網(wǎng)橋在轉(zhuǎn)發(fā)該數(shù)據(jù)報的幀沒有足 夠的差錯空間而只好丟棄。5-41用tcp傳送512字節(jié)的數(shù)據(jù)。設窗口為100字節(jié)，而

29、tcp報文段每次也是傳送100字節(jié)的數(shù)據(jù)。 再設發(fā)送端和接收端的起始序號分別選為10（）和200,試畫出類似于圖5-31的工作示意圖。從連 接建立階段到連接釋放都要畫上。5一42 在圖5-32中所示的連接釋放過程中，主機b能否先不發(fā)送ack=x+l的確認？（因為后面要發(fā)送 的連接釋放報文段中仍有ack=x+l這一信息）答：如果b不再發(fā)送數(shù)據(jù)了，是可以把兩個報文段合并成為一個，即只發(fā)送fin+ack報文段。 但如果b還有數(shù)據(jù)報要發(fā)送，而且要發(fā)送一段吋間，那就不行，因為a遲遲收不到確認，就會以 為剛才發(fā)送的f1n報文段丟失了，就超時重傳這個f1n報文段，浪費網(wǎng)絡資源。5一43 在圖（5-33）中，

30、在什么情況下會發(fā)生從狀態(tài)listen到狀態(tài)synsent,以及從狀態(tài)syn_ent 到狀態(tài)syn_rcvd的變遷？答：當a和b都作為客戶，即同吋主動打開tcp連接。這時的每一方的狀態(tài)變遷都是： closed一-syn-sent->syn-rcvd-established5一4 試以具體例子說明為什么一個運輸連接可以有多種方式釋放?？梢栽O兩個互相通信的用戶分別連 接在網(wǎng)絡的兩結點上。答：設ajb建立了運輸連接。協(xié)議應考慮一下實際可能性：a或b故障，應設計超時機制，使對方退出，不至于死鎖；a主動退出，b被動退出b主動退出，a被動退出5一5 解釋為什么突然釋放運輸連接就可能會丟失用戶數(shù)據(jù)，而使用tcp的連接釋放方法就可保證不 丟失數(shù)據(jù)。答：當主機1和主機2之間連接建立后，主機1發(fā)送了一個tcp數(shù)據(jù)段并正確抵達主機2,接 希主機1發(fā)送另一個tcp數(shù)據(jù)段，這次很不幸，主機2在收到第二個tcp數(shù)據(jù)段之前發(fā)出了釋 放連接請求，如果就這樣突然釋放連接，顯然主機1發(fā)送的第二個tcp報文段會丟失。而使用tcp的連接釋放方法，主機2發(fā)出了釋放連接