答：在ICMP的差错报文中要包含IP首部后面的8个字节的内容，而这里面有TCP
首部中的源端口和目的端口。当TCP收到ICMP差错报文时需要用这两个端口来确定是哪
条连接出了差错。
5—26 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这个字段 ？
答：TCP首部除固定长度部分外，还有选项，因此TCP首部长度是可变的。UDP首
部长度是固定的。
5—27 一个TCP报文段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报文字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：65495字节，此数据部分加上TCP首部的20字节，再加上IP首部的20字节，正好是IP
数据报的最大长度65535.（当然，若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。）
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，通过循环使
用序号，仍能用TCP来传送。
5—28 主机A向主机B发送TCP报文段，首部中的源端口是m而目的端口是n。当B向A发
送回信时，其TCP报文段的首部中源端口和目的端口分别是什么？ 答：分别是n和m。
5—29 在使用TCP传送数据时，如果有一个确认报文段丢失了，也不一定会引起与该
确认报文段对应的数据的重传。试说明理由。 答：还未重传就收到了对更高序号的确认。
5—30 设TCP使用的最大窗口为65535字节，而传输信道不产生差错，带宽也不受限制
。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?
答：在发送时延可忽略的情况下，最大数据率=最大窗口*8/平均往返时间=26.2Mb/s。
5—31 通信信道带宽为1Gb／s，端到端时延为10ms。TCP的发送窗口为65535字节。试
问:可能达到的最大吞吐量是多少?信道的利用率是多少? 答： L=65536×8+40×8= C=109b/s L/C=0.s Td=10×10-3s 0.
Throughput=L/(L/C+2×Td)=/0.=25.5Mb/s Efficiency=(L/C)//(L/C+2×D)=0.0255
最大吞吐量为25.5Mb/s。信道利用率为25.5/1000=2.55%
5—32 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
都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算法：在计算平均往返时延RTT时，只要报文段重传了，就不采用其往返时延
样本。
设新往返时延样本Ti
RTT（1）=a*RTT（i-1）+（1-a）*T（i）； RTT^（i）=a* RTT（i-1）+（1-a）*T（i）/2； RTT（1）=a*0+(1-a)*T(1)= (1-a)*T(1); RTT^（1）=a*0+(1-a)*T(1)/2= RTT（1）/2 RTT（2）= a*RTT（1）+（1-a）*T（2); RTT^（2）= a*RTT（1）+（1-a）*T（2)/2; = a*RTT（1）/2+（1-a）*T（2)/2= RTT（2）/2
RTO=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=0.75s 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 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km／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/）*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 。
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 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 cwnd 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
（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
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