試說明運輸層在協(xié)議棧中的地位和作用樣本

1、試說明運輸層在協(xié)議棧中的地位和作用樣本試說明運輸層在協(xié)議棧中的地位和作用本文檔所提供的信息僅供參考之用，不能作為科學依據，請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。第五章傳輸層501 別試說明運輸層在協(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，即主機尋址及有效的分組交換）。各種應用進程之間通信需要 “可靠或盡力而為” 的兩類服務質量，必須由

2、運輸層以復用和分用的形式加載到網絡層。5 02 網絡層提供數據報或虛電路服務對上面的運輸層有何影響 ?答答 : 網絡層提供數據報或虛電路服務不影響上面的運輸層的運行機制。但提供不同的服務質量。5 03的當應用程序使用面向連接的TC可口無連接的IP時，這種傳輸是面向連接的還是面向無連接的?答答: 都是。這要在不同層次來看，在運輸層是面向連接的，在網絡層則是無連接的。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，而這條運輸連接到有復用到IP 數據報上。5 05 的試舉例說明有些應用程序愿意采用不可靠的UDP， 而不的用采用可靠的TCP。答答:VOIP:由于語音信息

3、具有一定的冗余度，人耳對VOIP數據報 損失由一定的承受度，但對傳輸時延的變化較敏感。有差錯的UDPt據報在接收端被直接拋棄，TCPB據報出錯則會 引起重傳，可能帶來較大的時延擾動。此因此VOIP寧可采用不可靠的UDP而不愿意采用可靠的TCP5 06的接收方收到有差錯的UDFffi戶數據報時應如何處理？答答: 丟棄5 07用如果應用程序愿意使用UD睞完成可靠的傳輸，這可能 嗎？請說明理由答答：可能，但應用程序中必須額外提供與 TCP相同的 功能。5 08說為什么說UDP面向而報文的，而TCP是面向字節(jié)流的？ 答答：發(fā)送方UDP寸應用程序交下來的報文，在添加首部后就向下交 付 IP 層。UDP

4、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寸IP層交上來的UDPi戶數據報，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。方發(fā)送方TCP對應用程序交下來的報文數據塊，視為無結構的字節(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。為熟知端口， 數值一般為0； 為登記端口號，數值為102449151，標記沒有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

5、。答 : 用于計算運輸層數據報校驗和。本文檔所提供的信息僅供參考之用，不能作為科學依據，請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。5 11 報某個應用進程使用運輸層的用戶數據報UDP， 然而繼續(xù)向下交給 IP 層后，又封裝成IP 數據報。過既然都是數據報，可否跳過UD而直接交給IP層？哪些功能UDP 提供了但IP沒提提供？答答:不可跳過UDFW直接交給IP層IP數據 報 IP 報承擔主機尋址，提供報頭檢錯；只能找到目的主機而無法找到目的進程。UDP 提供對應用進程的復用和分用功能，以及提供對數據差分的差錯檢驗。5 12用一個應用程序用UDP到IP層把數據報在劃分為4個數 據報片發(fā)送出去

6、，結果前兩個數據報片傳丟失，后兩個到達目的站。過了一段時間應用程序重傳 UDP而IP層依然劃分為4個數據報片來傳送。結果這次前兩個到達目的站而后兩個丟失。試問 : 的在目的站能否將這兩次傳輸的 4 個數據報片組裝成完整的數據報?假定目的站第一次收到的后兩個數據報片依然保存在目的站的緩存中。答答 : 不行重傳時， IP 數據報的標識字段會有另一個標識符。僅當標識符相同的 IP 數據報片才能組裝成一個IP 數據報。前兩個 IP 數據報片的標識符與后兩個IP 數據報片的標識符不同，因此不能組裝成一個IP 數據報。5 13個一個UD兩戶數據的數據字段為8192季節(jié)。在數據鏈路層要使用以太網來傳送。試問

7、應當劃分個為幾個IP 數據報片?說明每一個IP 數據報字段長度和片偏移字段的值。答答 :6 個數據字段的長度: 前前 5個是 1480字節(jié)， 最后一個是800字節(jié)。片偏移字段的值分別是:0 ， 1480， 2960， 4440， 5920和和 7400.514 UDPffl戶數據報的首部十六進制表示是：063xx5001C E2 、目的端口、用戶數據報的總長度、數據部分長度。這個用戶數據報是從客戶發(fā)送給服務器發(fā)送給客戶 ？使用UDP勺 這個服務器程序是什么 修軍解：源端口 1586,目的端口 69, UD即戶 數據報總長度28 字節(jié)，數據部分長度20。字節(jié)。此此UDP1戶數據報是從客戶發(fā)給服務

8、器（因為目的端口號1023, 是熟知端口）、服務器程序是TFFTP。5 15用使用TCP寸實時話音數據的傳輸有沒有什么問題 ？使使用 用UDPft傳送數據文件日t會有什么問題？答答：如果語音數據不是實 時播放（邊接受邊播放）就能夠使用 TCP因為TCP傳輸可靠。用接收端用TCPW話音數據接受完畢后，能夠在以后的任何時間進行播放。但假定是實時用傳輸，則必須使用UDP。UDP不保證可靠交付，但 UCPt匕比TCP的開銷要小很多。因此只要應用程序接受這樣的服務質量用就能夠使用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

9、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它什么也沒做）是否可行？試舉出具體的例子說明理由。答答 : 收到重復幀不確認相當于確認丟失5 18 段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后再設定的時間內未收到確認，于是傳重傳MQ彳0 M0又遲遲不能到達接收方。不久，發(fā)送方收到了遲到的對 M0的確認，于是發(fā)送段下一個報文段M1,不久就U到了對M1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，一開始就滯留在網絡中的M0現在到達接收方。接收方無法分辨辨M0是舊的。于是收下MQ并發(fā)送確認。顯然，接收方后來收到的M0

10、是是重復的，協(xié)議失敗了。圖試畫出類似于圖 5-9 所示的雙方交換報文段的過程。答答 : 本文檔所提供的信息僅供參考之用， 不能作為科學依據， 請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。的舊的M0被當的成新的MQ5 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)過送窗口不超過2n-1 時，連接AR的議才能正確運行。窗口單位是分組。解解 : 見課后答案。5 20續(xù)在連續(xù)ARQJ、議中，若發(fā)送窗口等于7,則發(fā)送端在開始時可連續(xù)發(fā)送7 個分組。因此，在每這一分組發(fā)送后，都要置一個超時計時器?，F在計算機里只有一個硬時鐘。設這7個分組發(fā)出的時為間

11、分別為t0,t1 r6,且且tout都一樣大。試問如何實現這7 個超時計時器（這叫軟件時鐘法） ?解解 : 見課后答案。5 21續(xù)假定使用連續(xù)ARQft、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是按序收到分組。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的序號組合有哪幾種?（ 2）些接收方已經發(fā)送出去的、但在網絡中（即還未到達發(fā)送方）的確認分組可能有哪些?說說明這些確認分組是用來確認哪些序號的分組。5 22機主機A向主機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MSST有1460字節(jié)。（1）在在TC

12、P勺序號不重復使用的條件下，L的最大值是多少？（ 2）共假定使用上面計算出文件長度，而運輸層、網絡層和數據鏈路層所使用的首部開銷共66 為字節(jié)，鏈路的數據率為 10Mb/s ，試求這個文件所需的最短發(fā)送時間。解:（ 1） L_max的最大值是 2八32=4GB,G=2八30.（2）滿載分片數Q=L_max/MSSl整=2941758發(fā)送的總報文數N=Q*（MSS+66）+ （L_max-Q*MSS +66=+682=是總字節(jié)數是 N存節(jié), 發(fā)送字節(jié)需時間為：N*8/ （10*10八6）=,約1小時。5 23機主機A向主機B連續(xù)發(fā)個送了兩個TCP艮文段，其序號 分別為 70 和和100。試問 :

13、 （ 1）第一個報文段攜帶了多少個字節(jié)的數據? （ 2） ） 機主機 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） ） 機如果主機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據有多少字節(jié)? （ 4）果如果A 發(fā)送的第一個報文段丟失了，但第二個報文段到達了B。B 在第二個報文段到達向后向A 發(fā)送確認。試問這個確認號應為多少 ?解 :（ 1） 第一個報文段的數據序號是70 到到 99， 共 30 字節(jié)的數據。（ 2）確認號應為 100. （ 3） 3） 80 字節(jié)。 4） 70524個一個TCP用連接下面使用256kb/s為的鏈路，其

14、端到端時延為128ms。經測試，發(fā)現吞吐量只有120kb/s試問發(fā)送窗口 W是多少？（提示：能夠有兩種答案，取決于接收等 發(fā)出確認的時機）。解解：來回路程的時延等于256ms（=128m水2）.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, 且發(fā)射時間等于256ms，那么,每發(fā)送一次都得停下來期待再次得到下一窗口的確認 , 發(fā)射時間等于停止等待應答的時間 , 結果 , 測到的平均吞吐率就等于發(fā)送速率的一半，即8X+ （256 X 1000）=256 X X=8192所以，窗口值為8192.525在為什么在TCPt部中要把TC喇口號放入最開始 的4個字節(jié)？答:在在ICM

15、P的差錯報文中要包含IP首部后面的8個字 節(jié)的內容，而這里面有TCP首部中的源端本文檔所提供的信息僅供參 考之用，不能作為科學依據，請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。當口和目的端口。當TCP攵到ICMP錯報文時需要用這兩個端口來確定是哪條連接 出了差錯。5 26在為什么在TCP首部中有一個首部長度字段，而 UDP勺首 部中就沒有這個這個字段？答:TCP首部除固定長度部分外，還有選項， 因此TC哨部長度是可變的。UDP 首部長度是固定的。5 27個一個TCP®文段的數據部分最多為多少個字節(jié)？為什么？ 如果用戶要傳送的數據的字節(jié)長度超過 TCPB文字段中的序號字段 可能編

16、出的最大序號，問還能否用 TC睞傳送？答答:65495字節(jié)，此 數據部分加上TCP首部的20字節(jié)，再加上IP首部的20字節(jié)，正好是是 IP 數據報的最大長度65535. （當然，若IP 首部包含了選擇，則IP首部長度超過20時字節(jié)，這時TCPB文段的數據部分的長度將小于 65495字節(jié)。）數據的字節(jié)長度超過TCPB文段中的序號字段可能編出的最大序號，通過循環(huán)使用序號，仍能用 TC睞傳送。5 28機主機A向主機B發(fā)送TCP®文段，首部中的源端口是 m 而目的端口是n。當B向向A發(fā)送回信其時，其TCPB文段的首部中源端口和目的端口分別是什么?答答 : 分別是 n 和和 m。5 29用在使

17、用TCFW送數據時，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的數據的重傳。試說明理由。答答 : 還未重傳就收到了對更高序號的確認。5 30設設TCP使用的最大窗口為65535字節(jié)，而傳輸信道不產 生差錯，帶寬也不受限制。若報文段的為平均往返時延為 20mg問所能得到的最大吞吐量是多少 ?答答 : 在發(fā)送時延可忽略的情況下，最大數據率=最大窗口*8/平均往返時間=。5 31為通信信道帶寬為1Gb/s,端到端時延為10msTCP 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 ?答答:L=65536 x 8+40X 8=524600c=1

18、09b/s L/C=Td=10X 10-3sThroughput=L/(L/C+2 x Td)=524600/=Efficiency=(L/C)/(L/C+2 xD)=。5 32是什么是Karn算法？在在TCP勺重傳機制中，若不采用Karn算法， 而是在收到確認時都認為是對問重傳報文段的確認， 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？答答 :Karn 算法 : 在計算平均往返時延RTT時，只要報文段重傳了，就不采用其往返時延樣本。設新往返時延樣本Ti RTT(1) =a*RTT (i-1 ) + (1-a)叮(i) ; RTTA (i ) =a*R

19、TT (i-1 )+( 1-a ) *T ( i ) /2 ； RTT(1) =a*0+(1-a)*T(1)=(1-a)*T(1);RTTA(1) =a*0+(1-a)*T(1)/2=RTT( 1) /2RTT( 2) =a*RTT( 1) +( 1-a ) *T ( 2);RTTA( 2) =a*RTT( 1) +( 1-a ) *T ( 2)/2;=a*RTT（ 1） /2+ （ 1-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karn算法的1/2.5 33假定TCP在開始建立連接時，發(fā)送方設定 超時重傳時間是RTO=6s

20、（ 1）當發(fā)送方接到對方的連接確認報文段時，。試計算現在的RTO值。（ 2，）當發(fā)送方發(fā)送數據報文段并接收到確認時，的。試計算現在的RTO值。答答 :（1）據 RFC298犍議，RTO=RTTs+4*RTTd其中RTTd是是RTTs的偏差加權均值。本文檔所提供的信息僅供參考之用，不能作為科學依據，請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。初次測量時， RTTd（ 1） =RTT（ 1） /2 ；后續(xù)測量中， RTTd（ i ） =（ 1-Beta ） *RTTd（ i-1 ） +Beta*RTTs-RTT（i ） ； Beta=1/4 依題意， RTT（ 1），則 RTTs（ 1） =

21、RTT1) =RTTd(1)=RTT（1）/2=RTO（1）=RTTs（1）+4RTTd（1）=+4*=（s）（ 2） RTT（ 2） =RTTs（ 1） =RTTd（ 2） =RTTd（ 3） =（ 1-Beta ） *RTTd（ 1） +Beta*RTTs（ 2） -RT（ 3） =*3/4+/4=13/16RTO（2）=RTTs 1） 1） +4RTTd 2） =+4*13/16=534得已知第一次測得TCP的往返時延的當前值是30ms?，F在收到了三個接連的確認報文段，它們比相應的數據報文段的發(fā)送時間分別滯后的時間是：26ms, 32ms和和24ms設 = =0. 9。試計算每一值次的新

22、的加權平均往返時間值RTTs。討論所得出的結果。答答 :a=RTTO=30RTT1=RTTO*(1-a)+26*a=RTT2=RTT1*a+32(1-a)=RTT3=RTT2*a+24( 1-a ) =，。能夠看出，RTT的樣本值變化多達20%寸，加權平均往返535括試計算一個包括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 段是廣域網鏈路。每條衛(wèi)星鏈路又由上行鏈路和下行鏈路兩部分組成。能夠取這兩部分的傳播時為延之和為250ms。每一個廣域網的范圍為1500kmi ,按其傳播時延可按150000km/s來計算。各數為據鏈路速率為48kb s ，幀長為960位。答

23、答 :5 段鏈路的傳播時延=250*2(+ 1500/150000)*3*1000=530ms5段鏈路的發(fā)送時延=960/ (48*1000) *5*1000=100ms所以5段鏈路單程端到端時延=530+100=630ms5 36復重復5-35 題，但假定其中的一個陸地上的廣域網的傳輸時延為150ms。答答:760ms5 37在在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?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勺數值。在每個收到一個對新的報文

24、段的確認后，將擁塞窗口增加至多一個MSS勺數值。用這樣的方法逐步增大口發(fā)送端的擁塞窗口cwnd,能夠分組注入到網絡的速率更加合理。擁塞避免 : 當擁塞窗口值大于慢開始門限時， 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)延送的擁塞窗口每經過一個往返時延RTTM增加一個MSS勺大小?？熘貍魉惴ㄒ?guī)定：的發(fā)送端只要一連收到三個重復的ACKW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)等待為該報文段設置的重傳計時器的超時?？旎謴退惴ǎ旱漠敯l(fā)送端收到連續(xù)三個重復的ACK寸，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 1,而是設置為ssthr

25、esh的若收到的重復的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。的若收到了確認新的報文段的 ACK就將cwnd縮小到ssthresh乘法減小 : 是指不論在慢開始階段還是擁塞避免階段，只要出現一次超時（即出現一次網絡擁塞），就把慢開始門限值ssthresh 設置為當前的擁塞窗口值乘以。當網絡頻繁出現擁塞時， ssthresh 。值就下降得很快，以大大減少注入到網絡中的分組數。加法增大 : 是指執(zhí)行擁塞避免算法后， 在收到對所有報文段的確認后(即經過一個往返時間)，就把擁塞窗口 cwnd增加一個MS歆小,使擁

26、塞窗口緩慢增大，以防止網絡過早出現擁塞。5 38設設TCP的的ssthresh的初始值為8(單位為報文段段)。當擁塞窗口上升到12時網絡發(fā)生了超時，TC磔使用慢開始和擁塞避免。試分別求出第 1 次到第 15 次傳輸的各擁塞窗口大小。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， 9.5 39TCP的擁塞窗口 cwnd大小與傳輸輪次n的關系如下所示:cwn1248133333333本文檔所提供的信息僅供參考之用，不能作為科學依據，請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。n

27、1234567891111cwn n41414121212122222212224282 ( 1)試畫出如圖 5-25 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第）假定在第 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

28、 cwnd和門限ssthresh應設置為多大？答答：（ 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輪次限發(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 21（ 6

29、）第第70 報文段在第 7 輪次發(fā)送出。 擁塞窗口 cwnd和門限ssthresh應設置為8的一半，即4.540TC陳進行流量控制時是以分組的丟失作為產生擁塞的標志。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。答答 : 當當 Ip 數據報在傳輸過程中需要分片，但其中的一個數據 報未能及時到達終點，而終裝點組裝 IP 數據報已超時，因而只能丟失該數據報； IP 數據報已經到達終點，但終點的緩存沒有足夠的空間存放此數據報； 數據報在轉發(fā)過程中經過一個局域網的網橋， 但網 橋在轉發(fā)該數據報的幀沒有足夠的差錯空間而只好丟棄。5 41用用TCP傳送512字節(jié)的數據。設窗口為100

30、字節(jié)，而TCP®文段每次也是傳送100字節(jié)的數據。為再設發(fā)送端和接收端的起始序號分別選為 100 和和 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 42圖在圖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+1的確認？(因為后面要發(fā)送的連接釋有放報文段中仍有 ACK=x+他一信息)答答：如果B不再發(fā)送數據了，是能夠把兩個報文 段合并成為一個，即只發(fā)送 FIN+ACK艮報果文段。但如果B還有數據報要發(fā)送，而且要發(fā)送一段時間，那就不行，因為 A 遲遲收不的到確認，就會以為剛才發(fā)送的FIN 報文段丟失了，就超時重傳這個FIN 報文段

31、，浪費網絡資源。5 43在圖(5-33)中，在什么情況下會發(fā)生從狀態(tài) LISTEN至U狀態(tài) SYN_SENT以及從狀態(tài) SYN_EN態(tài)至式犬態(tài)SYN_RCVD變遷？答答：當 當A和和B開都作為客戶，即同時主動打開 TCPit接。這時的每一方的狀態(tài)變遷都是 是:CLOSED?SYN-SENT-?SYN-RCVD-?ESTABUSHED44 試以具 體例子說明為什么一個運輸連接能夠有多種方式釋放。能夠設兩個互相通信的用戶分別連接在網絡的兩結點上。答答 : 設設 A,B 建立了運輸連接。協(xié)議應考慮一下實際可能性：A或或B故障，應設計超時機制，使對方退出，不至于死鎖；本文檔所提供的信息僅供參考之用，不能作為科學依據，請勿模仿。文檔如有不當之處，請聯(lián)系本人或網站刪除。A 主動退出， B 被動退出 B 主動退出， A 被動退出5 45 用解釋為什么突然釋放運輸連接就可能會丟失用戶數據，而使用TCP的連接釋 放方法就可保證不丟失數據。答答 : 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數據段并正確抵達主機2,接著主機1發(fā)送另一個TC嚓據段，這次 很不幸，主機2在收到第二個TCPt據段機之前發(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TCPl報文段會 丟失