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计算机网络第六版谢希仁编著课后习题答案


计算机网络第六版(谢希仁)课后习题答案
1-03 试从多个方面比较电路交换、报文交换和分组交换的主要优缺点。 答: (1)电路交换:端对端通信质量因约定了通信资源获得可靠保障,对连续传送大量数据效率高。 (2)报文交换:无须预约传输带宽,动态逐段利用传输带宽对突发式数据通信效率高,通信迅速。 (3)分组交换:具有报文交换之高效、迅速的要点,且各分组小,路由灵活,网络生存性能好。

1-07 小写和大写开头的英文名字 internet 和 Internet 在意思上有何重要区别? 答: (1) internet(互联网或互连网) :通用名词,它泛指由多个计算机网络互连而成的网络。 ;协议无 特指 (2)Internet(因特网) :专用名词,特指采用 TCP/IP 协议的互联网络 区别:后者实际上是前者的双向应用

1-13 客户服务器方式与对等通信方式的主要区别是什么?有没有相同的地方? 答:前者严格区分服务和被服务者,后者无此区别。后者实际上是前者的双向应用。 1-17 收发两端之间的传输距离为 1000km, 信号在媒体上的传播速率为 2× 108m/s。 试计算以下两种情况的 发送时延和传播时延: (1) 数据长度为 107bit,数据发送速率为 100kb/s。 (2) 数据长度为 103bit,数据发送速率为 1Gb/s。 从上面的计算中可以得到什么样的结论? 解: (1)发送时延:ts=107/105=100s 传播时延 tp=106/(2× 108)=0.005s (2)发送时延 ts =103/109=1?s 传播时延:tp=106/(2× 108)=0.005s 结论:若数据长度大而发送速率低,则在总的时延中,发送时延往往大于传播时延。但若数据长度短而发 送速率高,则传播时延就可能是总时延中的主要成分。

1-19 长度为 100 字节的应用层数据交给传输层传送,需加上 20 字节的 TCP 首部。再交给网络层传送, 需加上 20 字节的 IP 首部。最后交给数据链路层的以太网传送,加上首部和尾部工 18 字节。试求数据的传 输效率。数据的传输效率是指发送的应用层数据除以所发送的总数据(即应用数据加上各种首部和尾部的 额外开销) 。 若应用层数据长度为 1000 字节,数据的传输效率是多少? 解: (1)100/(100+20+20+18)=63.3% (2)1000/(1000+20+20+18)=94.5%

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2-04 试解释以下名词:数据,信号,模拟数据,模拟信号,基带信号,带通信号,数字数据,数字信号, 码元,单工通信,半双工通信,全双工通信,串行传输,并行传输。 答:数据:是运送信息的实体。 信号:则是数据的电气的或电磁的表现。 模拟数据:运送信息的模拟信号。 数字数据:取值为不连续数值的数据。 模拟信号:连续变化的信号。 数字信号:取值为有限的几个离散值的信号。 码元(code):在使用时间域(或简称为时域)的波形表示数字信号时,代表不同离散数值的基本波形。 单工通信:即只有一个方向的通信而没有反方向的交互。 半双工通信:即通信和双方都可以发送信息,但不能双方同时发送(当然也不能同时接收) 。这种通信方 式是一方发送另一方接收,过一段时间再反过来。 全双工通信:即通信的双方可以同时发送和接收信息。 基带信号(即基本频带信号)——来自信源的信号。像计算机输出的代表各种文字或图像文件的数据信号 都属于基带信号。 带通信号——把基带信号经过载波调制后,把信号的频率范围搬移到较高的频段以便在信道中传输(即仅 在一段频率范围内能够通过信道) 。 2-07 假定某信道受奈氏准则限制的最高码元速率为 20000 码元/秒。如果采用振幅调制,把码元的振幅划 分为 16 个不同等级来传送,那么可以获得多高的数据率(b/s)? 答:C=R*Log2(16)=20000b/s*4=80000b/s 2-08 假定要用 3KHz 带宽的电话信道传送 64kb/s 的数据(无差错传输) ,试问这个信道应具有多高的信噪 比(分别用比值和分贝来表示?这个结果说明什么问题?) 答:C=Wlog2(1+S/N)(b/s) W=3khz,C=64khz----à S/N=64.2dB 是个信噪比要求很高的信源 2-09 用香农公式计算一下,假定信道带宽为为 3100Hz,最大信道传输速率为 35Kb/s,那么若想使最大 信道传输速率增加60%,问信噪比S/N应增大到多少倍?如果在刚才计算出的基础上将信噪比S/N应 增大到多少倍?如果在刚才计算出的基础上将信噪比S /N再增大到十倍,问最大信息速率能否再增加2 0%? 答:C = W log2(1+S/N) b/s-à SN1=2*(C1/W)-1=2*(35000/3100)-1 SN2=2*(C2/W)-1=2*(1.6*C1/w)-1=2*(1.6*35000/3100)-1 SN2/SN1=100 信噪比应增大到约 100 倍。 C3=Wlong2(1+SN3)=Wlog2(1+10*SN2) C3/C2=18.5% 如果在此基础上将信噪比 S/N 再增大到 10 倍,最大信息通率只能再增加 18.5%左右 2-11 假定有一种双绞线的衰减是 0.7dB/km(在 1 kHz 时),若容许有 20dB 的衰减,试问使用这种双绞线的 链路的工作距离有多长?如果要双绞线的工作距离增大到 100 公里,试应当使衰减降低到多少? 解:使用这种双绞线的链路的工作距离为=20/0.7=28.6km
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衰减应降低到 20/100=0.2db 2-12 试计算工作在 1200nm 到 1400nm 之间以及工作在 1400nm 到 1600nm 之间的光波的频带宽度。假定 光在光纤中的传播速率为 2*10e8m/s. 解: V=L*F-à F=V/L--à B=F2-F1=V/L1-V/L2 1200nm 到 1400nm:带宽=23.8THZ 1400nm 到 1600nm:带宽=17.86THZ 2-16 共有 4 个站进行码分多址通信。4 个站的码片序列为 A: (-1-1-1+1+1-1+1+1) B: (-1-1+1-1+1+1+1-1) C: (-1+1-1+1+1+1-1-1) D: (-1+1-1-1-1-1+1-1) 现收到这样的码片序列 S: (-1+1-3+1-1-3+1+1) 。问哪个站发送数据了?发送数据的站发送的是 0 还是 1? 解:S· A=(+1-1+3+1-1+3+1+1)/8=1, A 发送 1 S· B=(+1-1-3-1-1-3+1-1)/8=-1, B 发送 0 S· C=(+1+1+3+1-1-3-1-1)/8=0, C 无发送 S· D=(+1+1+3-1+1+3+1-1)/8=1, D 发送 1 3-07 要发送的数据为 1101011011。采用 CRC 的生成多项式是 P(X)=X4+X+1。试求应添加在数据 后面的余数。数据在传输过程中最后一个 1 变成了 0,问接收端能否发现?若数据在传输过程中最后两个 1 都变成了 0,问接收端能否发现?采用 CRC 检验后,数据链路层的传输是否就变成了可靠的传输? 答:作二进制除法,1101011011 0000 10011 得余数 1110 ,添加的检验序列是 1110. 作二进制除法,两种错误均可发展 仅仅采用了 CRC 检验,缺重传机制,数据链路层的传输还不是可靠的传输。 3-08 要发送的数据为 101110。采用 CRCD 生成多项式是 P(X)=X3+1。试求应添加在数据后面的余 数。 答:作二进制除法,101110 000 10011 添加在数据后面的余数是 011 3-22 假定在使用 CSMA/CD 协议的 10Mb/s 以太网中某个站在发送数据时检测到碰撞,执行退避算法 时选择了随机数 r=100。 试问这个站需要等待多长时间后才能再次发送数据?如果是 100Mb/s 的以太网呢? 答:对于 10mb/s 的以太网,以太网把争用期定为 51.2 微秒,要退后 100 个争用期,等待时间是 51.2(微 秒)*100=5.12ms 对于 100mb/s 的以太网,以太网把争用期定为 5.12 微秒,要退后 100 个争用期,等待时间是 5.12(微秒) *100=512 微秒 3-24 假定站点 A 和 B 在同一个 10Mb/s 以太网网段上。这两个站点之间的传播时延为 225 比特时间。 现假定 A 开始发送一帧,并且在 A 发送结束之前 B 也发送一帧。如果 A 发送的是以太网所容许的最短的 帧,那么 A 在检测到和 B 发生碰撞之前能否把自己的数据发送完毕?换言之,如果 A 在发送完毕之前并 没有检测到碰撞,那么能否肯定 A 所发送的帧不会和 B 发送的帧发生碰撞?(提示:在计算时应当考虑到 每一个以太网帧在发送到信道上时,在 MAC 帧前面还要增加若干字节的前同步码和帧定界符) 答:设在 t=0 时 A 开始发送,在 t=(64+8)*8=576 比特时间,A 应当发送完毕。t=225 比特时间,B 就检 测出 A 的信号。只要 B 在 t=224 比特时间之前发送数据,A 在发送完毕之前就一定检测到碰撞,就能够肯
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定以后也不会再发送碰撞了 如果 A 在发送完毕之前并没有检测到碰撞, 那么就能够肯定 A 所发送的帧不会和 B 发送的帧发生碰 撞(当然也不会和其他站点发生碰撞) 。 3-25 在上题中的站点 A 和 B 在 t=0 时同时发送了数据帧。 当 t=255 比特时间, A 和 B 同时检测到发生 了碰撞,并且在 t=255+48=273 比特时间完成了干扰信号的传输。A 和 B 在 CSMA/CD 算法中选择不同的 r 值退避。假定 A 和 B 选择的随机数分别是 rA=0 和 rB=1。试问 A 和 B 各在什么时间开始重传其数据帧? A 重传的数据帧在什么时间到达 B?A 重传的数据会不会和 B 重传的数据再次发生碰撞?B 会不会在预定 的重传时间停止发送数据? 答:t=0 时,A 和 B 开始发送数据 T1=225 比特时间,A 和 B 都检测到碰撞(tau) T2=273 比特时间,A 和 B 结束干扰信号的传输(T1+48) T3=594 比特时间,A 开始发送(T2+Tau+rA*Tau+96) T4=785 比特时间,B 再次检测信道。 (T4+T2+Tau+Rb*Tau)如空闲,则 B 在 T5=881 比特时间发送数据、 否则再退避。 (T5=T4+96) A 重传的数据在 819 比特时间到达 B,B 先检测到信道忙,因此 B 在预定的 881 比特时间停止发送 3-26 以太网上只有两个站,它们同时发送数据,产生了碰撞。于是按截断二进制指数退避算法进行重 传。重传次数记为 i,i=1,2,3,…..。试计算第 1 次重传失败的概率、第 2 次重传的概率、第 3 次重传失 败的概率,以及一个站成功发送数据之前的平均重传次数 I。 答:将第 i 次重传成功的概率记为 pi。显然 第一次重传失败的概率为 0.5,第二次重传失败的概率为 0.25,第三次重传失败的概率为 0.125.平均重传次 数 I=1.637 3-32 图 3-35 表示有五个站点分别连接在三个局域网上,并且用网桥 B1 和 B2 连接起来。每一个网桥都有 两个接口(1 和 2) 。在一开始,两个网桥中的转发表都是空的。以后有以下各站向其他的站发送了数据帧: A 发送给 E,C 发送给 B,D 发送给 C,B 发送给 A。试把有关数据填写在表 3-2 中。

发送的帧 A→E C→B D→C B→A

B1 的转发表 地址 接口 A 1 C 2 D 2 B 1

B2 的转发表 地址 接口 A 1 C 1 D 2

B1 的处理 (转发?丢弃?登记?) 转发,写入转发表 转发,写入转发表 写入转发表,丢弃不转发 写入转发表,丢弃不转发

B2 的处理 (转发?丢弃?登记?) 转发,写入转发表 转发,写入转发表 转发,写入转发表 接收不到这个帧

3-33 网桥中的转发表是用自学习算法建立的。 如果有的站点总是不发送数据而仅仅接受数据, 那么在转发 表中是否就没有与这样的站点相对应的项目?如果要向这个站点发送数据帧,那么网桥能够把数据帧正确 转发到目的地址吗? 答:没有与这样的站点相对应的项目; 网桥能够利用广播把数据帧正确转发到目的地址 10.试辨认以下 IP 地址的网络类别。 (1)128.36.199.3 (2)21.12.240.17 (3)183.194.76.253
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(4)192.12.69.248

(5)89.3.0.1 (6)200.3.6.2 (2)和(5)是 A 类,(1)和(3)是 B 类,(4)和(6)是 C 类. 14. 重新计算上题,但使用十六进制运算方法(没 16 位二进制数字转换为 4 个十六进制数字,再按十六进 制加法规则计算) 。比较这两种方法。 01000101 00000000 00000000-00011100 4 5 0 0 0 0 1 C 00000000 00000001 00000000-00000000 0 0 0 1 0 0 0 0 00000100 000010001 xxxxxxxx xxxxxxxx 0 4 1 1 0 0 0 0 00001010 00001100 00001110 00000101 0 A 0 C 0 E 0 5 00001100 00000110 00000111 00001001 0 C 0 6 0 7 0 9 01011111 00100100 00010101 00101010 5 F 2 4 1 5 2 A 5 F 2 4 1 5 2 A 7 4 4 E-à 8 B B 1 17. 一个 3200 位长的 TCP 报文传到 IP 层,加上 160 位的首部后成为数据报。下面的互联网由两个局域网 通过路由器连接起来。但第二个局域网所能传送的最长数据帧中的数据部分只有 1200 位。因此数据报在 路由器必须进行分片。试问第二个局域网向其上层要传送多少比特的数据(这里的“数据”当然指的是局域 网看见的数据)? 答:第二个局域网所能传送的最长数据帧中的数据部分只有 1200bit ,即每个 IP 数据片的数据部分 <1200-160(bit),由于片偏移是以 8 字节即 64bit 为单位的,所以 IP 数据片的数据部分最大不超过 1024bit, 这样 3200bit 的报文要分 4 个数据片, 所以第二个局域网向上传送的比特数等于 (3200+4× 160) , 共 3840bit。 18.(1)有人认为:“ARP 协议向网络层提供了转换地址的服务,因此 ARP 应当属于数据链路层。”这种说 法为什么是错误的? 因为 ARP 本身是网络层的一部分,ARP 协议为 IP 协议提供了转换地址的服务,数据链路层使用硬件地址 而不使用 IP 地址,无需 ARP 协议数据链路层本身即可正常运行。因此 ARP 不再数据链路层。 (2)试解释为什么 ARP 高速缓存每存入一个项目就要设置 10~20 分钟的超时计时器。这个时间设置的 太大或太小会出现什么问题? 答:考虑到 IP 地址和 Mac 地址均有可能是变化的(更换网卡,或动态主机配置) 10-20 分钟更换一块网卡是合理的。超时时间太短会使 ARP 请求和响应分组的通信量太频繁,而超 时时间太长会使更换网卡后的主机迟迟无法和网络上的其他主机通信。 (3)至少举出两种不需要发送 ARP 请求分组的情况(即不需要请求将某个目的 IP 地址解析为相应的硬 件地址) 。 在源主机的 ARP 高速缓存中已经有了该目的 IP 地址的项目;源主机发送的是广播分组;源主机和目的主 机使用点对点链路。 20.设某路由器建立了如下路由表: 目的网络 子网掩码 下一跳 128.96.39.0 255.255.255.128 接口 m0 128.96.39.128 255.255.255.128 接口 m1 128.96.40.0 255.255.255.128 R2 192.4.153.0 255.255.255.192 R3 *(默认) —— R4 现共收到 5 个分组,其目的地址分别为:
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(1)128.96.39.10 (2)128.96.40.12 (3)128.96.40.151 (4)192.153.17 (5)192.4.153.90 (1)分组的目的站 IP 地址为:128.96.39.10。先与子网掩码 255.255.255.128 相与,得 128.96.39.0,可见该 分组经接口 0 转发。 (2)分组的目的 IP 地址为:128.96.40.12。 ① 与子网掩码 255.255.255.128 相与得 128.96.40.0,不等于 128.96.39.0。 ② 与子网掩码 255.255.255.128 相与得 128.96.40.0,经查路由表可知,该项分组经 R2 转发。 (3)分组的目的 IP 地址为:128.96.40.151,与子网掩码 255.255.255.128 相与后得 128.96.40.128,与子网 掩码 255.255.255.192 相与后得 128.96.40.128,经查路由表知,该分组转发选择默认路由,经 R4 转发。 (4)分组的目的 IP 地址为:192.4.153.17。与子网掩码 255.255.255.128 相与后得 192.4.153.0。与子网掩码 255.255.255.192 相与后得 192.4.153.0,经查路由表知,该分组经 R3 转发。 (5)分组的目的 IP 地址为:192.4.153.90,与子网掩码 255.255.255.128 相与后得 192.4.153.0。与子网掩码 255.255.255.192 相与后得 192.4.153.64,经查路由表知,该分组转发选择默认路由,经 R4 转发。 21 某单位分配到一个 B 类 IP 地址,其 net-id 为 129.250.0.0.该单位有 4000 台机器,分布在 16 个不同的地 点。如选用子网掩码为 255.255.255.0,试给每一个地点分配一个子网掩码号,并算出每个地点主机号码的 最小值和最大值 4000/16=250, 平均每个地点 250 台机器。 如选 255.255.255.0 为掩码, 则每个网络所连主机数=28-2=254>250, 共有子网数=28-2=254>16,能满足实际需求。 可给每个地点分配如下子网号码 地点: 子网号(subnet-id) 子网网络号 主机 IP 的最小值和最大值 1: 00000001 129.250.1.0 129.250.1.1---129.250.1.254 2: 00000010 129.250.2.0 129.250.2.1---129.250.2.254 3: 00000011 129.250.3.0 129.250.3.1---129.250.3.254 4: 00000100 129.250.4.0 129.250.4.1---129.250.4.254 5: 00000101 129.250.5.0 129.250.5.1---129.250.5.254 6: 00000110 129.250.6.0 129.250.6.1---129.250.6.254 7: 00000111 129.250.7.0 129.250.7.1---129.250.7.254 8: 00001000 129.250.8.0 129.250.8.1---129.250.8.254 9: 00001001 129.250.9.0 129.250.9.1---129.250.9.254 10: 00001010 129.250.10.0 129.250.10.1---129.250.10.254 11: 00001011 129.250.11.0 129.250.11.1---129.250.11.254 12: 00001100 129.250.12.0 129.250.12.1---129.250.12.254 13: 00001101 129.250.13.0 129.250.13.1---129.250.13.254 14: 00001110 129.250.14.0 129.250.14.1---129.250.14.254 15: 00001111 129.250.15.0 129.250.15.1---129.250.15.254 16: 00010000 129.250.16.0 129.250.16.1---129.250.16.254

24.试找出可产生以下数目的 A 类子网的子网掩码(采用连续掩码) 。 (1)2, (2)6, (3)30, (4)62, (5)122, (6)250.
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(1)255.192.0.0, (2)255.224.0.0, (3)255.248.0.0, (4)255.252.0.0, (5)255.254.0.0, (6)255.255.0.0 25.以下有 4 个子网掩码。哪些是不推荐使用的?为什么? (1)176.0.0.0, (2)96.0.0.0, (3)127.192.0.0, (4)255.128.0.0。 只有(4)是连续的 1 和连续的 0 的掩码,是推荐使用的 26.有如下的 4 个/24 地址块,试进行最大可能性的聚会。 212.56.132.0/24 212.56.133.0/24 212.56.134.0/24 212.56.135.0/24 212=(11010100)2,56=(00111000)2 132=(10000100)2, 133=(10000101)2 134=(10000110)2, 135=(10000111)2 所以共同的前缀有 22 位,即 11010100 00111000 100001,聚合的 CIDR 地址块是:212.56.132.0/22

28.已知路由器 R1 的路由表如表 4—12 所示。 表 4-12 习题 4-28 中路由器 R1 的路由表 地址掩码 目的网络地址 下一跳地址 路由器接口 /26 140.5.12.64 180.15.2.5 m2 /24 130.5.8.0 190.16.6.2 m1 /16 110.71.0.0 …… m0 /16 180.15.0.0 …… m2 /16 196.16.0.0 …… m1 110.71.4.5 m0 默认 默认 试画出个网络和必要的路由器的连接拓扑,标注出必要的 IP 地址和接口。对不能确定的情应该指明。 图形见课后答案 P380

37.

某单位分配到一个地址块 136.23.12.64/26。现在需要进一步划分为 4 个一样大的子网。试问: (1)每一个子网的网络前缀有多长? (2)每一个子网中有多少个地址? (3)每一个子网的地址是什么? (4)每一个子网可分配给主机使用的最小地址和最大地址是什么? (1)每个子网前缀 28 位。 (2)每个子网的地址中有 4 位留给主机用,因此共有 16 个地址。 (3)四个子网的地址块是: 第一个地址块 136.23.12.64/28,可分配给主机使用的 最小地址:136.23.12.01000001=136.23.12.65/28 最大地址:136.23.12.01001110=136.23.12.78/28 第二个地址块 136.23.12.80/28,可分配给主机使用的
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最小地址:136.23.12.01010001=136.23.12.81/28 最大地址:136.23.12.01011110=136.23.12.94/28 第三个地址块 136.23.12.96/28,可分配给主机使用的 最小地址:136.23.12.01100001=136.23.12.97/28 最大地址:136.23.12.01101110=136.23.12.110/28 第四个地址块 136.23.12.112/28,可分配给主机使用的 最小地址:136.23.12.01110001=136.23.12.113/28 最大地址:136.23.12.01111110=136.23.12.126/28 39. 试简述 RIP,OSPF 和 BGP 路由选择协议的主要特点。 主要特点 网关协议 路由表内容 最优通路依据 算法 传送方式 其他 RIP OSPF BGP 内部 内部 外部 目的网,下一站,距离 目的网,下一站,距离 目的网,完整路径 跳数 费用 多种策略 距离矢量 链路状态 距离矢量 运输层 UDP IP 数据报 建立 TCP 连接 简单、效率低、跳数为效率高、路由器频繁交规模大、统一度量为可 16 不可达、好消息传的换信息,难维持一致性 达性 快,坏消息传的慢

40. RIP 使用 UDP,OSPF 使用 IP,而 BGP 使用 TCP。这样做有何优点?为什么 RIP 周期性地和临站交 换路由器由信息而 BGP 却不这样做? RIP 只和邻站交换信息,使用 UDP 无可靠保障,但开销小,可以满足 RIP 要求; OSPF 使用可靠的洪泛法,直接使用 IP,灵活、开销小; BGP 需要交换整个路由表和更新信息,TCP 提供可靠交付以减少带宽消耗; RIP 使用不保证可靠交付的 UDP,因此必须不断地(周期性地)和邻站交换信息才能使路由信息及时得到 更新。但 BGP 使用保证可靠交付的 TCP 因此不需要这样做。 41. 假定网络中的路由器 B 的路由表有如下的项目(这三列分别表示“目的网络”、“距离”和“下一跳路由 器”) N1 7 A N2 2 B N6 8 F N8 4 E N9 4 F 现在 B 收到从 C 发来的路由信息(这两列分别表示“目的网络”“距离”) : N2 4 N3 8 N6 4 N8 3 N9 5 试求出路由器 B 更新后的路由表(详细说明每一个步骤) 。 路由器 B 更新后的路由表如下:
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N1 7 A 无新信息,不改变 N2 5 C 相同的下一跳,更新 N3 9 C 新的项目,添加进来 N6 5 C 不同的下一跳,距离更短,更新 N8 4 E 不同的下一跳,距离一样,不改变 N9 4 F 不同的下一跳,距离更大,不改变 42. 假定网络中的路由器 A 的路由表有如下的项目(格式同上题) : N1 4 B N2 2 C N3 1 F N4 5 G 现将 A 收到从 C 发来的路由信息(格式同上题) : N1 2 N2 1 N3 3 N4 7 试求出路由器 A 更新后的路由表(详细说明每一个步骤) 。 路由器 A 更新后的路由表如下: N1 3 C 不同的下一跳,距离更短,改变 N2 2 C 不同的下一跳,距离一样,不变 N3 1 F 不同的下一跳,距离更大,不改变 N4 5 G 无新信息,不改变 43.IGMP 协议的要点是什么?隧道技术是怎样使用的? IGMP 可分为两个阶段: 第一阶段:当某个主机加入新的多播组时,该主机应向多播组的多播地址发送 IGMP 报文,声明自己 要成为该组的成员。本地的多播路由器收到 IGMP 报文后,将组成员关系转发给因特网上的其他多播路 由器。 第二阶段:因为组成员关系是动态的,因此本地多播路由器要周期性地探询本地局域网上的主机,以便 知道这些主机是否还继续是组的成员。只要对某个组有一个主机响应,那么多播路由器就认为这个组是活 跃的。但一个组在经过几次的探询后仍然没有一个主机响应,则不再将该组的成员关系转发给其他的多播 路由器。 隧道技术:多播数据报被封装到一个单播 IP 数据报中,可穿越不支持多播的网络,到达另一个支持多播的 网络。

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