Ⅰ 計算機網路題
(1) 將IP 地址空間202.118.1.0/24 劃分為2 個子網，可以從主機位拿出1 位來劃分子網，剩餘的7 位用來表示主機號（27-2>120，滿足要求），所以兩個子網的子網掩碼都為：1111111111111111 11111111 10000000，即255.255.255.128；所劃分的兩個子網的網路地址分別為：
202.118.1.00000000 和202.118.1.10000000（為了理解方便我將最後一個位元組用二進製表示，這樣可以看清楚子網的劃分過程），即202.118.1. 0 和202.118.1.128。
綜上，劃分結果為：
子網1：202.118.1.0，子網掩碼為：255.255.255.128；
子網2：202.118.1.128，子網掩碼為：255.255.255.128。
或者寫成：
子網1：202.118.1.0/25；
子網2：202.118.1.128/25。
(2) 下面分2 種情況：
(a) 假設子網1 分配給區域網1，子網2 分配給區域網2；路由器R1 到區域網1 和區域網
2 是直接交付的，所以下一跳IP 地址可以不寫（打一橫即可），介面分別是從E1、E2轉發出去；路由器R1 到域名伺服器是屬於特定的路由，所以子網掩碼應該為255.255.255.255(只有和全1 的子網掩碼相與之後才能100%保證和目的網路地址一樣，從而選擇該特定路由)，而路由器R1 到域名伺服器應該通過介面L0 轉發出去，下一跳IP 地址應該是路由器R2 的L0 介面，即IP 地址為202.118.2.2；路由器R1 到互聯網屬於默認路由（記住就好，課本127 頁），而前面我們已經提醒過，默認路由的目的網路IP 地址和子
網掩碼都是0.0.0.0，而路由器R1 到互聯網應該通過介面L0 轉發出去，下一跳IP 地址應該是路由器R2 的L0 介面，即IP 地址為202.118.2.2，故詳細答案見下表：
目的網路地址子網掩碼下一跳IP 地址介面
202.118.1.0 255.255.255.128 — E1
202.118.1.128 255.255.255.128 — E2
202.118.3.2 255.255.255.255 202.118.2.2 L0
0.0.0.0 0.0.0.0 202.118.2.2 L0
(b) 假設子網1 分配給區域網2，子網2 分配給區域網1；中間過程幾乎一樣，答案請看下錶：
目的網路地址子網掩碼下一跳IP 地址介面
202.118.1.128 255.255.255.128 — E1
202.118.1.0 255.255.255.128 — E2
202.118.3.2 255.255.255.255 202.118.2.2 L0
0.0.0.0 0.0.0.0 202.118.2.2 L0
(3) 首先將202.118.1.0/25 與202.118.1.128/25 聚合，聚合的地址為：202.118.1.0/24（只有前面24 位一樣），顯然子網掩碼為：255.255.255.0，故路由器R2 經過介面L0，下一跳為路由器R1 的介面L0，IP 地址為：202.118.2.1，所以路由表項如下表所示：
目的網路地址子網掩碼下一跳IP 地址介面
202.118.1.0 255.255.255.0 202.118.2.1 L0
Ⅱ 一道計算機網路計算題
我雖然不會，但是，我可以幫你做個分析，根據題目，同時發送數據，產生了碰撞，這是很常見的沖突解決方法很多，現在用的是截斷二進制指數退避演算法，好接下來，就得研究這種演算法的規則：
在CSMA/CD協議中，一旦檢測到沖突，為降低再沖突的概率，需要等待一個隨機時間，然後再使用CSMA方法試圖傳輸。為了保證這種退避維持穩定，採用了二進制指數退避演算法的技術，其演算法過程如下：
1. 將沖突發生後的時間劃分為長度為2t的時隙
2. 發生第一次沖突後，各個站點等待0或1個時隙在開始重傳
3. 發生第二次沖突後，各個站點隨機地選擇等待0，1，2或3個時隙在開始重傳 4. 第i次沖突後，在0至2的i次方減一間隨機地選擇一個等待的時隙數，在開始重傳
5. 10次沖突後，選擇等待的時隙數固定在0至1023（2的10次方減一）間 6. 16次沖突後，發送失敗，報告上層。
然後看題目的要求，試計算一個站成功發送數據之前的平均重傳次數I。
這里有一個前提是2個 站的乙太網。現在算一次的概率，有0.5，2次的概率是0.5*（1-1/2），3次是0.5*1/2*（1-1/4），4次，就是0.5*1/2*1/4*（1-1/8）一直到10次，以後全是0.5*1/2...(1-1/2(9次方))。。。直到16次完成了。失敗，現在求平均值，可以得到平均次數就是，我沒有去算，必須做估算，呵呵，思路就是這樣
我不是計算器，現在就剩下做加法了1*0.5+2*（概率）+3*（概率）+...你連所有次數的概率都知道了，求平均次數，那還不會呀，我記得好像學高中數學的時候就有了
Ⅲ 求計算機網路中乙太網協議簡單碰撞的過程
信息從一個站點傳到另一個站點是有延時的（電磁波在1km電纜的延時約為5us）。例如A向B發出數據，約5us後才能到達B，而這時B還未檢測到A所發送的信息，就開始發送自己的幀，二者必然在某個時間發生碰撞，碰撞的結果就是兩個幀都變得無用。
Ⅳ 一道計算機網路題！
網路172.168.120.1/20其實是 172.168.120.1 255.255.240.0 第三個8位組為240，所以網路的塊大小為16 該地址所在的網路ID為172.168.112.0 子網掩碼就是255.255.240.0了 子網個數為2^4=16個
Ⅳ 簡述乙太網解決碰撞問題的二進制退避演算法
答：將第i次重傳成功的概率記為pi。顯然
第一次重傳失敗的概率為0.5，第二次重傳失敗的概率為0.25，第三次重傳失敗的概率
為0.125.平均重傳次數I=1.637
Ⅵ 計算機網路題求解答 謝謝
2017年12月28日，星期四，
兄弟，你這照片上的第一題中多項式的指數看不清呀，
沒事，我就現在的情形，給你說一下大概的思路，你參考著，再結合題目中實際的參數，再套一遍就能把題目解出來了，
CSMA/CD（Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection）基帶沖突檢測的載波監聽多路訪問技術(載波監聽多點接入/碰撞檢測)。所有的節點共享傳輸介質。
原理，如下，
1、所有的站點共享唯一的一條數據通道，
2、在一個站點發送數據時，其他的站點都不能發送數據，如果要發送就會產生碰撞，就要重新發送，而且所有站點都要再等待一段隨即的時間，
3、對於每一個站而言，一旦它檢測到有沖突，它就放棄它當前的傳送任務。換句話說，如果兩個站都檢測到信道是空閑的，並且同時開始傳送數據，則它們幾乎立刻就會檢測到有沖突發生。
4、它們不應該再繼續傳送它們的幀，因為這樣只會產生垃圾而已；相反一旦檢測到沖突之後，它們應該立即停止傳送數據。快速地終止被損壞的幀可以節省時間和帶寬。
5、它的工作原理是: 發送數據前 先偵聽信道是否空閑 ,若空閑，則立即發送數據。若信道忙碌，則等待一段時間至信道中的信息傳輸結束後再發送數據；若在上一段信息發送結束後，同時有兩個或兩個以上的節點都提出發送請求，則判定為沖突。若偵聽到沖突,則立即停止發送數據，等待一段隨機時間,再重新嘗試。
6、原理簡單總結為：先聽後發，邊發邊聽，沖突停發，隨機延遲後重發。
7、Carrier Sense Multiple Access就是，要發送和發送中都要進行監聽，
8、有人將CSMA/CD的工作過程形象的比喻成很多人在一間黑屋子中舉行討論會，參加會議的人都是只能聽到其他人的聲音。每個人在說話前必須先傾聽，只有等會場安靜下來後，他才能夠發言。人們將發言前監聽以確定是否已有人在發言的動作稱為"載波監聽"；將在會場安靜的情況下每人都有平等機會講話成為「多路訪問」；如果有兩人或兩人以上同時說話，大家就無法聽清其中任何一人的發言，這種情況稱為發生「沖突」。發言人在發言過程中要及時發現是否發生沖突，這個動作稱為「沖突檢測」。如果發言人發現沖突已經發生，這時他需要停止講話，然後隨機後退延遲，再次重復上述過程，直至講話成功。如果失敗次數太多，他也許就放棄這次發言的想法。通常嘗試16次後放棄。
9、核心問題：解決在公共通道上以廣播方式傳送數據中可能出現的問題（主要是數據碰撞問題）
包含四個處理內容：監聽、發送、檢測、沖突處理
監聽：
通過專門的檢測機構，在站點准備發送前先偵聽一下匯流排上是否有數據正在傳送（線路是否忙）？
若「忙」則進入後述的「退避」處理程序，進而進一步反復進行偵聽工作。
發送：
當確定要發送後，通過發送機構，向匯流排發送數據。
檢測：
數據發送後，也可能發生數據碰撞。因而，要對數據邊發送，邊檢測，以判斷是否沖突了。
沖突處理：
當確認發生沖突後，進入沖突處理程序。有兩種沖突情況：
① 偵聽中發現線路忙
② 發送過程中發現數據碰撞
① 若在偵聽中發現線路忙，則等待一個延時後再次偵聽，若仍然忙，則繼續延遲等待，一直到可以發送為止。每次延時的時間不一致，由退避演算法確定延時值。
② 若發送過程中發現數據碰撞，先發送阻塞信息，強化沖突，再進行監聽工作，以待下次重新發送
10、
先聽後說，邊聽邊說，邊說邊聽；
一旦沖突，立即停說；
等待時機，然後再說；
註：「聽」，即監聽、檢測之意；「說」，即發送數據之意。
11、在發送數據前，先監聽匯流排是否空閑。若匯流排忙，則不發送。若匯流排空閑，則把准備好的數據發送到匯流排上。在發送數據的過程中，工作站邊發送邊檢測匯流排，是否自己發送的數據有沖突。若無沖突則繼續發送直到發完全部數據；若有沖突，則立即停止發送數據，但是要發送一個加強沖突的JAM信號，以便使網路上所有工作站都知道網上發生了沖突，然後，等待一個預定的隨機時間，且在匯流排為空閑時，再重新發送未發完的數據。
12、
CSMA/CD網路上進行傳輸時，必須按下列五個步驟來進行
（1）傳輸前監聽
（2）如果忙則等待
（3）如果空閑則傳輸並檢測沖突
（4）如果沖突發生，重傳前等待
（5）重傳或夭折
補充一個重要的知識點：
要使CSMA/CA 正常工作，我們必須要限制幀的長度。如果某次傳輸發生了碰撞，那麼正在發送數據的站必須在發送該幀的最後一比特之前放棄此次傳輸，因為一旦整個幀都被發送出去，那麼該站將不會保留幀的復本，同時也不會繼續監視是否發生了碰撞。所以，一旦檢測出有沖突，就要立即停止發送，
舉例說明，
A站點發送數據給B站點，當A站通過監聽確認線路空閑後，開始發送數據給B站點，同時對線路進行監聽，即邊發送邊監聽，邊監聽邊發送，直到數據傳送完畢，那麼如果想要正確發送數據，就需要確定最小幀長度和最小發送間隙（沖突時槽）。
CSMA/CD沖突避免的方法：先聽後發、邊聽邊發、隨機延遲後重發。一旦發生沖突，必須讓每台主機都能檢測到。關於最小發送間隙和最小幀長的規定也是為了避免沖突。
考慮如下的情況，主機發送的幀很小，而兩台沖突主機相距很遠。在主機A發送的幀傳輸到B的前一刻，B開始發送幀。這樣，當A的幀到達B時，B檢測到沖突，於是發送沖突信號，假如在B的沖突信號傳輸到A之前，A的幀已經發送完畢，那麼A將檢測不到沖突而誤認為已發送成功。由於信號傳播是有時延的，因此檢測沖突也需要一定的時間。這也是為什麼必須有個最小幀長的限制。
按照標准，10Mbps乙太網採用中繼器時，連接的最大長度是2500米，最多經過4個中繼器，因此規定對10Mbps乙太網一幀的最小發送時間為51.2微秒。這段時間所能傳輸的數據為512位，因此也稱該時間為512位時。這個時間定義為乙太網時隙，或沖突時槽。512位＝64位元組，這就是乙太網幀最小64位元組的原因。
以上信息的簡單理解是：A發送一個幀的信息（大小不限制），B收到此幀，發現有沖突，馬上發送包含檢測到了沖突的信息給A，這個沖突信息到達A也是需要時間的，所以，要想A成功發送一個幀（並知道這個幀發送的是否成功，沖沒沖突）是需要這個幀從A到B，再從B到A，這一個來回的時間，
也就是說，當一個站點決定是否要發送信息之前，一定要先進行線路的檢測，那麼隔多長時間檢測一次合適呢（在沒有檢測的期間是不進行數據的發送的，因此也就不存在沖突），這就要看， 一個電子信號在這兩個站點之間跑一個來回的時間了，試想一下，如果這個信號還沒有跑到地方，你就開始檢測，顯然是浪費檢測信號的設備資源，然後，A站點發送一個電子信號給B站點，信號經過一段時間到達了B站點，然後假設B發現了沖突，馬上告訴A，那麼這個電子信號再跑回A也需要一段時間，如果當這個信號在路上的時候，A就開始檢測是不是有沖突，顯然是不合適的，因為，B發送的沖突信號還在路上，如果A在這個時間段就檢測，一定不會發現有沖突，那麼，A就會繼續發送信號，但這是錯誤，因為已經有沖突被檢測出來，因此，A這么做是錯誤的，所以，A要想正確發送一個電子信號給B，並且被B正確接收，就需要，A發送一個電子信號，並等待它跑一個來回的時間那麼長，才能確認是沒有沖突，然後再繼續發送下一個信號，
這個電子信號跑一個來回的時間，是由站點間的距離s、幀在媒體上的傳播速度為v（光速）以及網路的傳輸率為r（bps）共同決定的,
那麼，假設電子信號跑一個來回的時間是t，則有如下式子，
t=2s/v；
又有，假設在時間t內可以傳送的數據量（最小幀）為L，則有如下式子，
L=t*r；解釋：這個就是說，一個電子信號從A跑到B需要t這么長時間，又因為電子信號幾乎接近光速，因此，即使在t這么短的時間內，我仍然可以不停的發送很多個電子信號，這樣就形成了一串二進制數列在t這個很小的時間段內被從A發送出去，那麼我在t這個時間段內究竟能發送出去多少的電子信號，就要看我的傳輸率r是多少了，因為有這種關系，所以就形成了最小幀的概念，
將 L=t*r 變形為 t=L/r，並將 t=L/r 帶入 t2s/v，得到式子：L/r=2s/v，
再將，題目中給出的數據帶入上式，得到
2500位元組/（1G bps）=2s/200000（Km）；將單位統一後，有下式：
（2500*8）/（1024*1024*1024）=2s/200000（Km）；繼續計算，得：
s=1.86Km，
若1Gbps取值為1000*1000*1000，則s=2Km；
兄弟，我這個利用工作空隙給你寫答案，你別著急啊，現在是12:48，第三題，我抓緊時間幫你算。
Ⅶ 求解CSMA/CD的一道題！計算機網路第五版(謝希仁) 第3章25題！！
t=0時，A，B開始傳輸數據； t=225比特時間，A和B同時檢測到發生碰撞； t=225+48=273比特時間，完成了干擾信號的傳輸； 開始各自進行退避演算法： A： 因為rA=0，則A在干擾信號傳輸完之後立即開始偵聽 t=273+225（傳播時延）=498比特時間，A檢測到信道開始空閑 t=498+96（幀間最小間隔）=594比特時間，A開始重傳數據 -----第一問A的重傳時間 t=594+225 （傳播時延）=819比特時間，A重傳完畢 ----第二問A重傳的數據幀到達B的時間 B： 因為rB=1，則B在干擾信號傳輸完之後1倍的爭用期，即512比特時間才開始偵聽 t=273+512=785比特時間，B開始偵聽 若偵聽空閑，則 t=785+96（幀間最小間隔）=881比特時間，B開始重傳數據 若偵聽費空閑，則繼續退避演算法 又因為t=819比特時間的時候，A才重傳數據完畢，所以B在785比特時間偵聽的時候，肯定會偵聽信道非空閑，即B在預定的881比特時間之前偵聽到信道忙， 所以，第四問的答案：B在預定的881比特時間是停止發送數據的。 即第三問A重傳的數據不會和B重傳的數據再次發生碰撞。
Ⅷ 計算機網路第三章（數據鏈路層）
3.1、數據鏈路層概述
概述
鏈路 是從一個結點到相鄰結點的一段物理線路， 數據鏈路 則是在鏈路的基礎上增加了一些必要的硬體（如網路適配器）和軟體（如協議的實現）
網路中的主機、路由器等都必須實現數據鏈路層
區域網中的主機、交換機等都必須實現數據鏈路層
從層次上來看數據的流動
僅從數據鏈路層觀察幀的流動
主機H1 到主機H2 所經過的網路可以是多種不同類型的
注意：不同的鏈路層可能採用不同的數據鏈路層協議
數據鏈路層使用的信道
數據鏈路層屬於計算機網路的低層。 數據鏈路層使用的信道主要有以下兩種類型：
點對點信道
廣播信道
區域網屬於數據鏈路層
區域網雖然是個網路。但我們並不把區域網放在網路層中討論。這是因為在網路層要討論的是多個網路互連的問題，是討論分組怎麼從一個網路，通過路由器，轉發到另一個網路。
而在同一個區域網中，分組怎麼從一台主機傳送到另一台主機，但並不經過路由器轉發。從整個互聯網來看， 區域網仍屬於數據鏈路層 的范圍
三個重要問題
數據鏈路層傳送的協議數據單元是 幀
封裝成幀
封裝成幀 (framing) 就是在一段數據的前後分別添加首部和尾部，然後就構成了一個幀。
首部和尾部的一個重要作用就是進行 幀定界 。
差錯控制
在傳輸過程中可能會產生 比特差錯 ：1 可能會變成 0， 而 0 也可能變成 1。
可靠傳輸
接收方主機收到有誤碼的幀後，是不會接受該幀的，會將它丟棄
如果數據鏈路層向其上層提供的是不可靠服務，那麼丟棄就丟棄了，不會再有更多措施
如果數據鏈路層向其上層提供的是可靠服務，那就還需要其他措施，來確保接收方主機還可以重新收到被丟棄的這個幀的正確副本
以上三個問題都是使用 點對點信道的數據鏈路層 來舉例的
如果使用廣播信道的數據鏈路層除了包含上面三個問題外，還有一些問題要解決
如圖所示，主機A，B，C，D，E通過一根匯流排進行互連，主機A要給主機C發送數據，代表幀的信號會通過匯流排傳輸到匯流排上的其他各主機，那麼主機B，D，E如何知道所收到的幀不是發送給她們的，主機C如何知道發送的幀是發送給自己的
可以用編址（地址）的來解決
將幀的目的地址添加在幀中一起傳輸
還有數據碰撞問題
隨著技術的發展，交換技術的成熟，
在 有線（區域網）領域 使用 點對點鏈路 和 鏈路層交換機 的 交換式區域網 取代了 共享式區域網
在無線區域網中仍然使用的是共享信道技術
3.2、封裝成幀
介紹
封裝成幀是指數據鏈路層給上層交付的協議數據單元添加幀頭和幀尾使之成為幀
幀頭和幀尾中包含有重要的控制信息
發送方的數據鏈路層將上層交付下來的協議數據單元封裝成幀後，還要通過物理層，將構成幀的各比特，轉換成電信號交給傳輸媒體，那麼接收方的數據鏈路層如何從物理層交付的比特流中提取出一個個的幀？
答：需要幀頭和幀尾來做 幀定界
但比不是每一種數據鏈路層協議的幀都包含有幀定界標志，例如下面例子
前導碼
前同步碼：作用是使接收方的時鍾同步
幀開始定界符：表明其後面緊跟著的就是MAC幀
另外乙太網還規定了幀間間隔為96比特時間，因此，MAC幀不需要幀結束定界符
透明傳輸
透明
指某一個實際存在的事物看起來卻好像不存在一樣。
透明傳輸是指 數據鏈路層對上層交付的傳輸數據沒有任何限制 ，好像數據鏈路層不存在一樣
幀界定標志也就是個特定數據值，如果在上層交付的協議數據單元中， 恰好也包含這個特定數值，接收方就不能正確接收
所以數據鏈路層應該對上層交付的數據有限制，其內容不能包含幀定界符的值
解決透明傳輸問題
解決方法 ：面向位元組的物理鏈路使用 位元組填充 (byte stuffing) 或 字元填充 (character stuffing)，面向比特的物理鏈路使用比特填充的方法實現透明傳輸
發送端的數據鏈路層在數據中出現控制字元「SOH」或「EOT」的前面 插入一個轉義字元「ESC」 (其十六進制編碼是1B)。
接收端的數據鏈路層在將數據送往網路層之前刪除插入的轉義字元。
如果轉義字元也出現在數據當中，那麼應在轉義字元前面插入一個轉義字元 ESC。當接收端收到連續的兩個轉義字元時，就刪除其中前面的一個。
幀的數據部分長度
總結
3.3、差錯檢測
介紹
奇偶校驗
循環冗餘校驗CRC(Cyclic Rendancy Check)
例題
總結
循環冗餘校驗 CRC 是一種檢錯方法，而幀校驗序列 FCS 是添加在數據後面的冗餘碼
3.4、可靠傳輸
基本概念
下面是比特差錯
其他傳輸差錯
分組丟失
路由器輸入隊列快滿了，主動丟棄收到的分組
分組失序
數據並未按照發送順序依次到達接收端
分組重復
由於某些原因，有些分組在網路中滯留了，沒有及時到達接收端，這可能會造成發送端對該分組的重發，重發的分組到達接收端，但一段時間後，滯留在網路的分組也到達了接收端，這就造成 分組重復 的傳輸差錯
三種可靠協議
停止-等待協議SW
回退N幀協議GBN
選擇重傳協議SR
這三種可靠傳輸實現機制的基本原理並不僅限於數據鏈路層，可以應用到計算機網路體系結構的各層協議中
停止-等待協議
停止-等待協議可能遇到的四個問題
確認與否認
超時重傳
確認丟失
既然數據分組需要編號，確認分組是否需要編號？
要。如下圖所示
確認遲到
注意，圖中最下面那個數據分組與之前序號為0的那個數據分組不是同一個數據分組
注意事項
停止-等待協議的信道利用率
假設收發雙方之間是一條直通的信道
TD ：是發送方發送數據分組所耗費的發送時延
RTT ：是收發雙方之間的往返時間
TA ：是接收方發送確認分組所耗費的發送時延
TA一般都遠小於TD，可以忽略，當RTT遠大於TD時，信道利用率會非常低
像停止-等待協議這樣通過確認和重傳機制實現的可靠傳輸協議，常稱為自動請求重傳協議ARQ( A utomatic R epeat re Q uest)，意思是重傳的請求是自動進行，因為不需要接收方顯式地請求，發送方重傳某個發送的分組
回退N幀協議GBN
為什麼用回退N幀協議
在相同的時間內，使用停止-等待協議的發送方只能發送一個數據分組，而採用流水線傳輸的發送方，可以發送多個數據分組
回退N幀協議在流水線傳輸的基礎上，利用發送窗口來限制發送方可連續發送數據分組的個數
無差錯情況流程
發送方將序號落在發送窗口內的0~4號數據分組，依次連續發送出去
他們經過互聯網傳輸正確到達接收方，就是沒有亂序和誤碼，接收方按序接收它們，每接收一個，接收窗口就向前滑動一個位置，並給發送方發送針對所接收分組的確認分組，在通過互聯網的傳輸正確到達了發送方
發送方每接收一個、發送窗口就向前滑動一個位置，這樣就有新的序號落入發送窗口，發送方可以將收到確認的數據分組從緩存中刪除了，而接收方可以擇機將已接收的數據分組交付上層處理
累計確認
累計確認
優點:
即使確認分組丟失，發送方也可能不必重傳
減小接收方的開銷
減小對網路資源的佔用
缺點：
不能向發送方及時反映出接收方已經正確接收的數據分組信息
有差錯情況
例如
在傳輸數據分組時，5號數據分組出現誤碼，接收方通過數據分組中的檢錯碼發現了錯誤
於是丟棄該分組，而後續到達的這剩下四個分組與接收窗口的序號不匹配
接收同樣也不能接收它們，講它們丟棄，並對之前按序接收的最後一個數據分組進行確認，發送ACK4， 每丟棄一個數據分組，就發送一個ACK4
當收到重復的ACK4時，就知道之前所發送的數據分組出現了差錯，於是可以不等超時計時器超時就立刻開始重傳，具體收到幾個重復確認就立刻重傳，根據具體實現決定
如果收到這4個重復的確認並不會觸發發送立刻重傳，一段時間後。超時計時器超時，也會將發送窗口內以發送過的這些數據分組全部重傳
若WT超過取值范圍，例如WT=8，會出現什麼情況？
習題
總結
回退N幀協議在流水線傳輸的基礎上利用發送窗口來限制發送方連續發送數據分組的數量，是一種連續ARQ協議
在協議的工作過程中發送窗口和接收窗口不斷向前滑動，因此這類協議又稱為滑動窗口協議
由於回退N幀協議的特性，當通信線路質量不好時，其信道利用率並不比停止-等待協議高
選擇重傳協議SR
具體流程請看視頻
習題
總結
3.5、點對點協議PPP
點對點協議PPP（Point-to-Point Protocol）是目前使用最廣泛的點對點數據鏈路層協議
PPP協議是網際網路工程任務組IEIF在1992年制定的。經過1993年和1994年的修訂，現在的PPP協議已成為網際網路的正式標准[RFC1661，RFC1662]
數據鏈路層使用的一種協議，它的特點是：簡單；只檢測差錯，而不是糾正差錯；不使用序號，也不進行流量控制；可同時支持多種網路層協議
PPPoE 是為寬頻上網的主機使用的鏈路層協議
幀格式
必須規定特殊的字元作為幀定界符
透明傳輸
必須保證數據傳輸的透明性
實現透明傳輸的方法
面向位元組的非同步鏈路：位元組填充法（插入「轉義字元」）
面向比特的同步鏈路：比特填充法（插入「比特0」）
差錯檢測
能夠對接收端收到的幀進行檢測，並立即丟棄有差錯的幀。
工作狀態
當用戶撥號接入 ISP 時，路由器的數據機對撥號做出確認，並建立一條物理連接。
PC 機向路由器發送一系列的 LCP 分組（封裝成多個 PPP 幀）。
這些分組及其響應選擇一些 PPP 參數，並進行網路層配置，NCP 給新接入的 PC 機
分配一個臨時的 IP 地址，使 PC 機成為網際網路上的一個主機。
通信完畢時，NCP 釋放網路層連接，收回原來分配出去的 IP 地址。接著，LCP 釋放數據鏈路層連接。最後釋放的是物理層的連接。
可見，PPP 協議已不是純粹的數據鏈路層的協議，它還包含了物理層和網路層的內容。
3.6、媒體接入控制（介質訪問控制）——廣播信道
媒體接入控制（介質訪問控制）使用一對多的廣播通信方式
Medium Access Control 翻譯成媒體接入控制，有些翻譯成介質訪問控制
區域網的數據鏈路層
區域網最主要的 特點 是：
網路為一個單位所擁有；
地理范圍和站點數目均有限。
區域網具有如下 主要優點 ：
具有廣播功能，從一個站點可很方便地訪問全網。區域網上的主機可共享連接在區域網上的各種硬體和軟體資源。
便於系統的擴展和逐漸地演變，各設備的位置可靈活調整和改變。
提高了系統的可靠性、可用性和殘存性。
數據鏈路層的兩個子層
為了使數據鏈路層能更好地適應多種區域網標准，IEEE 802 委員會就將區域網的數據鏈路層拆成 兩個子層 ：
邏輯鏈路控制 LLC (Logical Link Control)子層；
媒體接入控制 MAC (Medium Access Control)子層。
與接入到傳輸媒體有關的內容都放在 MAC子層，而 LLC 子層則與傳輸媒體無關。 不管採用何種協議的區域網，對 LLC 子層來說都是透明的。
基本概念
為什麼要媒體接入控制（介質訪問控制）？
共享信道帶來的問題
若多個設備在共享信道上同時發送數據，則會造成彼此干擾，導致發送失敗。
隨著技術的發展，交換技術的成熟和成本的降低，具有更高性能的使用點對點鏈路和鏈路層交換機的交換式區域網在有線領域已完全取代了共享式區域網，但由於無線信道的廣播天性，無線區域網仍然使用的是共享媒體技術
靜態劃分信道
信道復用
頻分復用FDM (Frequency Division Multiplexing)
將整個帶寬分為多份，用戶在分配到一定的頻帶後，在通信過程中自始至終都佔用這個頻帶。
頻分復用 的所有用戶在同樣的時間 佔用不同的帶寬資源 （請注意，這里的「帶寬」是頻率帶寬而不是數據的發送速率）。
Ⅸ 求解CSMA/CD的一道題！計算機網路第五版(謝希仁) 第3章25題！！高手救我啊！！！
在書的第83頁有圖3-18。在此題中匯流排被佔用時間為Tau+Tj（48）+Tau