Relax1000 计算机网络 · 第3章 数据链路层 · 解析

题号查询 · 同章题目

第3章 数据链路层

本章 96 题；解析册印刷页 267-278。

速对答案（原书）： AACDB CCBDB BCBBA CACCA CBBDD CDDAC DBCAB DDBAC BDCBC DDDAC CADAA BDCBD CCCBB BCBCC CCAAB DBDDB CCCBC CAAAC CDCDC C

Q1

速对表原值： A

详细解析标注： A

数据链路层的差错控制主要关注的是在物理链路上传输帧时可能产生的比特差错（1 变成 0 或 0 变成 1）。分组丢失、分组失序和网络拥塞通常是由网络层或传输层来处理。

返回题目

Q2

速对表原值： A

详细解析标注： A

帧同步是数据链路层的重要功能之一，其主要目的在于实现数据链路层透明的数据帧传输。

返回题目

Q3

速对表原值： C

详细解析标注： C

数据链路层的功能包括：将网络层传下来的 IP 数据报封装成帧，在相邻节点间建立、维护和释放数据链路（例如 PPP 协议），以及进行差错检测和可能的纠正。端到端的流量控制是传输层的功能。数据链路层的流量控制是点对点（相邻节点间）的。

返回题目

Q4

速对表原值： D

详细解析标注： D

在广播信道中，多个站点共享同一传输介质，如果同时发送数据，就会发生冲突（碰撞）。介质访问控制（MAC）机制就是用来决定在广播信道中信道如何分配，以协调各站点的发送，避免或解决冲突。

返回题目

Q5

速对表原值： B

详细解析标注： B

流量控制的目的是协调发送方和接收方的速率，使得发送方的发送速率不超过接收方的接收能力，从而避免接收方缓存溢出导致数据帧丢失。

返回题目

Q6

速对表原值： C

详细解析标注： C

数据链路层可以根据不同的协议提供不同类型的服务。例如，以太网提供的是无确认的无连接服务，而某些HDLC的变种或无线链路协议可能提供有确认的面向连接服务，以增强可靠性。然而，并非所有数据链路层协议都必须提供完全可靠、无差错的传输（例如，以太网检测到差错会直接丢弃帧，可靠性由上层保证）。

返回题目

Q7

速对表原值： C

详细解析标注： C

无确认无连接服务开销小，延迟低，但不保证可靠性。实时语音通话对实时性要求很高，可以容忍偶尔的少量数据包丢失，如果使用确认和重传机制反而会增加延迟，影响通话质量。因此，这类应用适合采用无确认无连接服务。

返回题目

Q8

速对表原值： B

详细解析标注： B

字符计数法在帧首部使用一个计数字段来标明帧内字符的数量。如果这个计数字段在传输过程中发生错误（例如，一个比特的翻转），那么接收方就会错误地判断帧的长度，导致当前帧的错误接收，并且由于无法确定当前帧的正确结束位置，后续所有帧的起始位置都会被错误判断。

返回题目

Q9

速对表原值： D

详细解析标注： D

零比特填充法的规则是：发送方在发送数据时，对数据中出现的每 5 个连续的“1“之后都插入一个“0”；接收方在接收数据时，进行反操作，即每检测到 5 个连续的“1”之后，就删除其后紧跟着的“0“。

返回题目

Q10

速对表原值： B

详细解析标注： B

字节填充规则：

• 数据中遇到 EOT，在其前加 ESC，变为 ESC EOT。

• 数据中遇到 SOH（虽然本例数据中没有，但规则适用），在其前加 ESC，变为 ESC SOH。

• 数据中遇到 ESC，在其前加 ESC，变为 ESC ESC。原始数据 AESC B EOT C 处理 ESC 变为 AESC ESC B EOT C，处理 EOT：变为 AESC ESC B ESC EOT C 加上帧定界符：SOH A ESC ESC B ESC EOT C EOT

返回题目

Q11

速对表原值： B

详细解析标注： B

违规编码法利用了物理层编码本身的一些特性。例如，在曼彻斯特编码中，高-低电平对和低-高电平对分别表示 0 和 1，而高-高电平对或低-低电平对是“违规”的（正常数据不会出现）。数据链路层可以借用这些违规的编码序列来界定帧的开始和结束，从而实现帧定界，并且由于正常数据不会出现这些违规编码，自然实现了透明传输。

返回题目

Q12

速对表原值： C

详细解析标注： C

位同步要求收发双方时钟频率一致，以保证接收方能在每个比特信号的正确时刻进行采样。如果时钟频率有偏差或采样时刻不准，接收方的采样点就会逐渐偏离比特信号的中心，最终在信号跳变边缘采样，从而对该比特的电平值做出错误判断。

返回题目

Q13

速对表原值： B

详细解析标注： B

简单奇偶校验码只能检错，不能纠错，故 A 错误。无论是奇校验还是偶校验，当数据中发生 1 位、3 位、5 位等奇数个比特错误时，总的“1”的个数的奇偶性会改变，从而可以被检测出来，故 B 正确。如果发生两位比特错误（偶数个错误），总的“1”的个数的奇偶性可能不变（例如00->11，或 01->10），导致错误无法被检测，故 C 错误。增加冗余位是为了检错，这会略微降低有效数据传输率（增加了开销），而不是提高有效带宽，故 D 错误。

返回题目

Q14

速对表原值： B

详细解析标注： B

接收到码字中“1”的个数为 4 个（偶数个）。由于系统采用的是奇校验，它期望收到的码字中“1”的个数为奇数。现在收到的是偶数个“1”，这与奇校验规则不符，因此接收端判定数据传输发生了错误。奇偶校验码能够检测出所有奇数个比特的错误。当校验失败时，接收端知道发生了错误，并且可以推断是奇数个比特发生了翻转。它无法确定具体的错误位数，也无法定位错误。

返回题目

Q15

速对表原值： A

详细解析标注： A

数据块为 1010110，包含了 4 个“1”（偶数个），为了使得添加校验位后的整个序列中“1”的个数仍然是偶数，校验位 P 必须设置为“0”。

返回题目

Q16

速对表原值： C

详细解析标注： C

A 错误，水平奇偶校验是在每一行数据的最后加上一个校验位。

B 错误，单独的水平或垂直奇偶校验都属于一维奇偶校验，因此它们无法检测出任意偶数个同时发生的错误。

C 正确，二维奇偶校验（同时使用水平和垂直校验）大大增强了检错能力。它可以检测出所有单个比特、两个比特以及三个比特的错误。此外，当仅发生单个比特错误时，该错误会同时导致其所在行和所在列的校验出错，通过行列交叉点可以唯一定位该错误比特，从而进行纠正。垂直校验位可以看作是组成了方块校验字符（BCC）。

D 错误，方块校验字符（BCC）是由垂直奇偶校验产生的，其目的是用于差错检测，而不是数据压缩。它通过增加冗余位来实现检错，这实际上是降低了纯数据传输的效率，但提高了数据的可靠性。

返回题目

Q17

速对表原值： A

详细解析标注： A

生成多项式的最高位系数和常数项系数必不能为 0。

返回题目

Q18

速对表原值： C

详细解析标注： C

根据生成多项式 G(X)=X⁴+X+1，可知其最高次幂为 4，因此 CRC 校验码的长度r=4 位，同时其对应的二进制除数为 10011。计算时，需在原始数据 110101 后补 4 个 0，得到被除数1101010000。接着，执行模 2 除法，用 1101010000 除以 10011，得到的余数即为 CRC 校验码 0000。

返回题目

Q19

速对表原值： C

详细解析标注： C

最小海明距离的定义是编码系统中任意两个不同有效码字之间，对应位上数字不同的位数（即海明距离）的最小值。

返回题目

Q20

速对表原值： A

详细解析标注： A

若要能检测出 e 位错误，则要求码集中的最小海明距离 d≥e+1。因为如果 d≤e，那么一个码字经过 e 位或更少位的变化就可能变成另一个合法的码字，从而使差错无法被检测出来。若要能纠正 t 位错误，则要求最小海明距离 d≥2t+1。因为一个码字发生 t 位错误后，它必须与其他任何合法码字的距离仍然是最近的，这样才能被唯一地纠正回原来的码字。若要能同时纠正 t 位错误，并检测出s位错误（通常s>t），则要求最小海明距离d≥t+s+1。这确保了发生t位以内错误的码字能被正确纠正，而发生 t+1 到 s 位错误的码字会被检测出来（而不是被错误地“纠正”成另一个码字）。

返回题目

Q21

速对表原值： C

详细解析标注： C

A 错误，正确的关系式应该为2〔公式/符号见原页版面片段〕 >= 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 1。

B 错误，海明码构造中，校验位并非集中放置在数据位的末端（或前端）。它们被安插在码字中的特定位置，这些位置的编号通常是 2的整数次幂（如第 1、2、4、8……位，假设从 1 开始计数）。数据位则填充在其余的位置。

C 正确，接收端会根据接收到的数据位重新计算一组校验值，并与接收到的校验位进行比较（通常是异或）。这些比较的结果组成一个二进制数 S。如果 S 全为 0，则认为没有检测到错误。如果 S 不为 0，其数值就对应了发生单个比特错误的位在整个海明码字中的位置（编号）。接收端可以通过翻转该位置的比特来纠正错误。

D 错误，海明码的最小海明距离设计为 3。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q22

速对表原值： B

详细解析标注： B

海明码是一种可以纠正一个比特错的纠错码，基本思想是：在 k 比特信息上附加r 比特冗余信息（也称校验比特），构成 n=k+r 比特的码字。其中每个校验比特分别和某几个特定的信息比特构成偶校验关系，共构成 r 个关系式。接收端对这 r 个关系式进行校验，即将每个校验比特与相关联的信息比特进行异或运算，结果为校正因子。如果 r 个校验因子都为 0，表示传输没有出错；如果 r 个校正因子不全为 0，表示传输出现差错。最后根据校正因子的不同取值，可以判断差错发生在哪一个比特上。为了使每一比特的差错都有相应标志，必须保证校正因子的不同取值数大于等于发送码字的比特数。因此，冗余信息的比特数 r 必须满足条件：2〔公式/符号见原页版面片段〕 >= 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 1。k=10，r 的取值为 4，即正确答案为 B。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q23

速对表原值： B

详细解析标注： B

停止-等待协议使用 1 位序号（0 和 1）来区分连续的数据帧。接收方通过期望的帧序号来判断收到的帧是否是新的。如果收到的帧序号与期望的序号相同，说明是新帧，接收并发送对应序号的 ACK。如果收到的帧序号与期望的序号不同，说明是重复帧（通常是因为之前的 ACK 丢失导致发送方超时重传）。此时接收方应丢弃该重复帧，并重新发送对上一个正确接收帧的确认。在本题中，乙期望 DATA1 但收到了 DATA0，说明 DATA0 是重复帧。乙之前一定正确接收了 DATA0 并发送了ACK0（该 ACK0 可能丢失了）。所以乙应该丢弃这个重复的 DATA0，并重发 ACK0，以便让甲知道DATA0 已被正确接收过。

返回题目

Q24

速对表原值： D

详细解析标注： D

停止-等待协议的可靠传输机制依赖于：

• 数据帧编号：通常用 1 位序号（0 和 1）来区分不同的帧，以便接收方检测重复帧。

• 超时重传定时器：发送方发送帧后启动定时器，若超时未收到确认则重传。

• 确认帧：接收方用确认帧告知发送方已正确收到数据帧。停止-等待协议的发送窗口和接收窗口大小均为 1 (WT=1,WR=1 )。接收窗口大于 1 是滑动窗口协议（如 GBN、SR）的特性，用于提高信道利用率，但不是停止-等待协议的机制。

返回题目

Q25

速对表原值： D

详细解析标注： D

在理想或低误码情况下，滑动窗口协议通常利用率更高；但不能说停止-等待协议在任何情况下都一定更低。

返回题目

Q26

速对表原值： C

详细解析标注： C

时延带宽积=数据传输速率 x 单向传播时延，由此可得数据传输速率为 40kbps。则数据帧的发送时延为 1000B/40kbps=0.2s。一个发送周期为 0.2s+2*0.2s=0.6s，则信道最大利用率为0.2s/0.6s=33.3%。

返回题目

Q27

速对表原值： D

详细解析标注： D

采用 GBN，发送窗口等于23 − 1 = 7，当发出 5 号帧且收到 3 号帧的确认时，发送窗口的数据帧为 4、5、6、7、0、1、2 在未超时重传的情况下，4 号帧和 5 号帧不可再发送，还可发送另外 5 个帧，选择 D 选项。

返回题目

Q28

速对表原值： D

详细解析标注： D

帧编号的比特数为 4，则可允许的 GBN 协议最大发送窗口为 15，发送方已经发送了发送窗口允许的最大数量帧，即已经发送了 0-14 号数据帧，现在受到了 ACK12，即 0-12 号帧已经被确认，15、0-11 号帧可以继续被发送，共计 13 个

返回题目

Q29

速对表原值： A

详细解析标注： A

GBN 采用累计确认，收到 ACK3，说明此前的帧 0, 1, 2, 3 都已经被确认，因此发送方记录的最早未被确认的帧序号应为 4。当计时器超时，发送方会重传所有已发送但未被确认的帧，即从 4 号帧开始。已发送但未被确认的帧是：4, 5, 6。所以，发送方需要重传 4, 5, 6 这 3 个帧。

返回题目

Q30

速对表原值： C

详细解析标注： C

为实现信道利用率最大化，发送窗口 W 必须足够大，能在一个收发周期内连续发送数据。为了满足所有情况，需要按照最差条件进行计算，即数据帧长度取 500B。此时，发送时延为500〔公式/符号见原页版面片段〕/1〔公式/符号见原页版面片段〕 = 4〔公式/符号见原页版面片段〕，则一个收发周期为 24ms+200ms2=408ms，共可以发送 408ms/4ms=102 个帧，帧序号需要 7 个比特。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q31

速对表原值： D

详细解析标注： D

当 GBN 发送方发生超时时（通常是针对发送窗口内最早未被确认的帧），它会重传该帧以及在该帧之后已发送的所有帧（即发送窗口内所有已发送但未确认的帧）。

返回题目

Q32

速对表原值： B

详细解析标注： B

SR 协议要求对于 k 比特编码的系统，发送窗口、接收窗口之和不大于2〔公式/符号见原页版面片段〕。若接收窗口大于发送窗口，则没有意义，故发送窗口=接收窗口时，接收窗口取最大值，为 4。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q33

速对表原值： C

详细解析标注： C

自始至终甲的发送窗口未移动，发送窗口中 0 号帧已发送未确认，1 号帧已发送已确认，2 号帧已发送未确认，3 号帧已发送未确认。因此，甲的发送窗口内等待确认的帧集合是 {0,2, 3}。

返回题目

Q34

速对表原值： A

详细解析标注： A

SR协议中，接收方可接收未按序到达但没有误码并且序号落入接收窗口内的数据分组，但只有在按序接收数据分组后，接收窗口才能向前滑动到相应位置。此外，SR 协议中，接收方的接收窗口长度不变且连续。

返回题目

Q35

速对表原值： B

详细解析标注： B

TDM 在发送端将不同用户的信号相互交织在不同的时间片内，沿同一个信道传输，在接收端再将各个时间片内的信号提取出来，还原成原始信号。为了实现 TDM，必须满足如下条件：介质的位速率（即每秒传输的二进制位数）大于单个信号的位速率。介质的带宽（即所能传输信号的最高频率与最低频率之差）大于结合信号的带宽（即所有信号经过调制后形成的复合信号的带宽）。

返回题目

Q36

速对表原值： D

详细解析标注： D

A.正确，这是 STDM 与传统 TDM 的主要区别之一，它根据用户的实际数据发送需求来分配时隙。

B 正确，由于按需分配，避免了传统 TDM 中固定分配时隙可能造成的浪费，因此能提高线路利用率。

C 正确，正因为时隙是动态分配而不是固定分配给某个用户的，所以每个时隙（或时隙中的数据单元）必须包含某种形式的用户标识（如地址信息），以便接收端能够正确地将数据分发给目标用户。

D 错误，STDM 通常也会定义一个帧的结构，其总长度可能是固定的，但与 TDM 不同的是，在这个帧内，时隙不是预先固定分配给特定用户的，而是根据当前哪些用户有数据发送来动态填充，因此用户占用时隙的顺序是可变的。

返回题目

Q37

速对表原值： D

详细解析标注： D

FDM通过将总带宽划分为若干不重叠的子信道来区分用户。由于滤波器存在带通和带阻之间过渡带不够理想的物理特性，为防止一个信道中的信号泄露（串扰）到相邻信道，必须在子信道之间设置不分配给任何用户的保护频带。

返回题目

Q38

速对表原值： B

详细解析标注： B

TDM将时间划分为一个个重复的帧，每个帧再划分为若干个时隙，并分配给不同的用户。所有用户必须共享同一个帧同步信号，并严格在自己被分配到的极短时隙内进行收发。若时间同步出现偏差，一个用户的数据就会发送到别人的时隙中，造成严重干扰。

返回题目

Q39

速对表原值： A

详细解析标注： A

在 CDMA 中，每个比特信息都要编码成码片宽度的序列，所以要实现 b bps 的比特信息数据率，应该要 bm bps 的实际数据率。

返回题目

Q40

速对表原值： C

详细解析标注： C

借助不同站点码片彼此正交的性质（利用线代），求得 D 的码片为（1，-1，-1, 1）。第一位数据：取接收序列的前 4 位(2, 2, -2, 2)，与（1，-1，-1, 1）做内积运算再除以码片长度 4，得到结果为+1，代表发送比特为 1。同理，第二位数据为 0，第三位数据为 0。

返回题目

Q41

速对表原值： B

详细解析标注： B

CDMA 系统的实际通信中，分为上行通信和下行通信两个部分，基站掌握所有主机的码片序列，但是每个主机只知道自己的码片序列。上行通信中，由主机给基站发送数据序列，如果想发送比特 1，就发送自己的码片序列，想发送0，就发送码片序列的反码。基站收到多个主机发来的信号后，根据各主机的码片序列依次解析出收到的信息，并从信息中获取目的站，在下行通信中，根据目的站的码片序列来发送数据，目的站收到信息后，根据自己的码片序列来解析出比特信息。回到本题，由于发送比特 0，所以应该发出的序列为 A 的码片序列的反码，二进制 0 一般由-1 表示，所以应该是（-1，-1，-1，-1）。基站收到后，解析出比特 0，再根据 B 的码片进行编码，B 收到的应该是 B 的码片序列的反码（-1，1，-1，1）。本题选 B。

返回题目

Q42

速对表原值： D

详细解析标注： D

A 正确，纯 ALOHA 和时隙 ALOHA 都是随机访问控制协议，站点根据自身需求尝试发送。

B 正确，时隙 ALOHA 的最大信道利用率（约 36.8%）高于纯 ALOHA（约 18.4%）。

C 正确，纯 ALOHA 允许站点随意发送，不需要同步；时隙 ALOHA 则要求所有站点在统一的时隙边界发送，需要全局时间同步。

D 错误，纯 ALOHA 和时隙 ALOHA 协议在检测到冲突（通常是发送后未收到确认）后，都会等待一个随机时间然后进行重传。如果都不重传，协议就无法工作。

返回题目

Q43

速对表原值： C

详细解析标注： C

ALOHA 协议（包括纯 ALOHA 和时隙 ALOHA）本身不包含复杂的冲突检测机制（如 CSMA/CD 中的边发边听）。发送方发送完一帧数据后，会启动一个计时器等待接收方返回的确认帧（ACK）。如果在预设的超时时间内未能收到 ACK，发送方就假定其发送的帧发生了碰撞或丢失，并启动重传过程。

返回题目

Q44

速对表原值： B

详细解析标注： B

非坚持 CSMA 协议规定，如果信道忙，则放弃监听，等待一个随机时间后再重新监听。这与 1-坚持 CSMA（信道忙则持续监听，一旦空闲立即发送）相比，可以减少多个等待的站点在信道刚变空闲时同时发送数据而导致冲突的概率。但代价是可能增加了数据发送的平均延迟，因为站点在监听到信道忙后会等待一段时间而不是持续监听。

返回题目

Q45

速对表原值： C

详细解析标注： C

p-坚持 CSMA 协议通常用于时隙信道。其工作原理是若监听到信道忙，则持续监听到信道空闲；一旦信道空闲则以概率 p 发送数据，以概率 (1-p) 推迟到下一个时隙。在下一个时隙，如果信道仍然空闲，则重复步骤。

返回题目

Q46

速对表原值： D

详细解析标注： D

碰撞检测必须在站点发送帧的整个过程中持续进行，至少要持续到一个争用期（2τ，两倍端到端传播时延）的时间。这是因为，如果站点 A 开始发送，在信号传播到网络最远端的站点B之前，站点B也可能开始发送，从而引发碰撞。这个碰撞信号需要时间传播回站点A。如果站点A在碰撞信号到达前就停止了发送和检测（例如帧太短或检测时间不够），它可能会误认为发送成功。因此，即使开始发送，也必须持续检测直到可以确认没有碰撞发生。

返回题目

Q47

速对表原值： D

详细解析标注： D

CSMA/CD 协议应用于半双工通信，在使用 CSMA/CD 协议时，一个站点不可能同时进行发送和接收，也就不可以进行全双工通信，因此答案为 D。

返回题目

Q48

速对表原值： D

详细解析标注： D

最短时间〔公式/符号见原页版面片段〕：A 和 B 同时发送，信号在中点碰撞，冲突信号传回两端。总时间 =走一半路程(〔公式/符号见原页版面片段〕/2)+返回一半路程(〔公式/符号见原页版面片段〕/2)= 〔公式/符号见原页版面片段〕；最长时间 2〔公式/符号见原页版面片段〕：A 先发，在信号即将到达 B 时 B 才发。冲突发生在 B 端，A 检测到冲突需要一个来回的总时间。总时间 = A 的信号传到 B(〔公式/符号见原页版面片段〕) + 冲突信号传回 A(〔公式/符号见原页版面片段〕) =2〔公式/符号见原页版面片段〕。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q49

速对表原值： A

详细解析标注： A

最小帧长为 128B，则帧的发送时延为〔公式/符号见原页版面片段〕 = 128 ∗ 8〔公式/符号见原页版面片段〕/100〔公式/符号见原页版面片段〕/〔公式/符号见原页版面片段〕 = 10.24〔公式/符号见原页版面片段〕。在一个冲突域内两个站点之间的单向传播时延最多为〔公式/符号见原页版面片段〕/2 = 5.12〔公式/符号见原页版面片段〕。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q50

速对表原值： C

详细解析标注： C

1km/2 ∗ 105 km/s=5μs，由题易知，B 在 5μs 时检测到碰撞，A、B 检测碰撞的时间相差 3μs，那么 A 在 8μs 检测到碰撞。从而可推 B 在 3μs 时发送数据帧。B 发送时，A 已经传了 3μs，还剩 2μs，相向而行，易知在 4μs 时碰撞，因此答案为 C。

返回题目

Q51

速对表原值： C

详细解析标注： C

为了确保发送方在发送完一帧前能检测到可能发生的冲突，要求帧的发送时延不能小于信号在网络中往返传播时延的两倍。即最小帧长/数据传输速率=2最大单向传播时延=2最远物理距离/介质传播速度。数据传输速率为 100Mb/s，最小帧长为 64B，介质传播速度为 200m/μs，代入可得最大物理距离为 512m。

返回题目

审计旁注（非原文）：改解析措辞

应写“发送时延不小于往返传播时延”，等价于“不小于单向传播时延的 2 倍”；原解析多写了一个“两倍”，最终 512 m 结果不变。

Q52

速对表原值： A

详细解析标注： A

最小帧长〔公式/符号见原页版面片段〕/数据传输速率（R）=2*最大单向传播时延，即〔公式/符号见原页版面片段〕 = 2〔公式/符号见原页版面片段〕 ∗ 〔公式/符号见原页版面片段〕/〔公式/符号见原页版面片段〕，数据传输速率 R 和信号传播速度 V 保持不变，则 2R/V 为常数，最小帧长〔公式/符号见原页版面片段〕与最大距离 d 成正比，则最大距离 d 减小为原来的一半时，最小帧长也应当减少为原来的一半。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q53

速对表原值： D

详细解析标注： D

100BASE-T 以太网的争用窗口为 5.12μs，即可允许的往返传播时延为 5.12μs，单向传播时延为 2.56μs，再减去集线器处理消耗时间，剩下 1μs 为信号可在通信链路上传播时间，乘以传播速率可得最远距离为 200m。

返回题目

Q54

速对表原值： A

详细解析标注： A

对于连续 11 次冲突，根据退避算法，第 n 次重传的退避时间是从[0, 2〔公式/符号见原页版面片段〕 − 1]中随机选择一个数 r，退避时间为 r*争用时间片，其中 k = min(n, 10)。对于第 11 次重传，n=11，所以 k =min(11, 10) = 10。随机数 r 的取值范围是[0, 2〔公式/符号见原页版面片段〕 − 1] = [0, 1023]。因此，最大退避时间为 1023 * 50μs =51150μs。由于冲突次数 11 小于 16 次的最大重传限制，所以网卡在等待后会进行重传。对于连续 16 次冲突，以太网标准规定，如果一帧连续冲突 16 次（1 次初始发送 + 15 次重传），则认为网络拥塞严重或出现故障，发送方将放弃发送该帧，并向上层报告错误。

A 选项正确。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q55

速对表原值： A

详细解析标注： A

下图是以信道被占用的情况，当没有发生碰撞的时候，信道的利用率最大。CSMA/CD 是半双工，所以同一时间只有单向的数据传输，且没有确认机制，在帧全部发送出去前没有检测冲突，就默认本次数据传输没有发生冲突。所以成功发送完一个帧的总信道占用时间是〔公式/符号见原页版面片段〕0 + 〔公式/符号见原页版面片段〕，故信道利用率为数据传输时间总信道占用时间=〔公式/符号见原页版面片段〕0 〔公式/符号见原页版面片段〕0+〔公式/符号见原页版面片段〕。补充：以太网通常有一个参数〔公式/符号见原页版面片段〕 =〔公式/符号见原页版面片段〕0，代入信道利用率的公式，可以得到极限信道利用率〔公式/符号见原页版面片段〕 =1 1+〔公式/符号见原页版面片段〕。〔公式/符号见原页版面片段〕越小，即争用期（2〔公式/符号见原页版面片段〕）与数据传输时间占比越小，即只要一碰撞，就可以立即检测出来，资源被浪费的时间就非常少。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q56

速对表原值： B

详细解析标注： B

CSMA/CA（载波侦听多路访问/冲突避免）是一种随机访问介质访问控制协议，主要用于无线局域网。在这种协议中，所有用户共享同一个信道并进行争用。虽然协议名称中包含“冲突避免”，但它并不能完全消除冲突，例如“隐藏站”问题就会导致冲突。它通过一系列机制（如随机退避、RTS/CTS）来尽量降低冲突发生的概率，但冲突仍然是可能发生的，故 B 正确。CDMA（码分多址）、FDMA（频分多址）、TDMA（时分多址）都属于信道划分介质访问控制方法。这类方法通过将资源（码道、频率、时间）预先分配给各个用户，使得不同用户在通信时使用相互隔离的资源，因此从根本上避免了冲突的发生。

返回题目

Q57

速对表原值： D

详细解析标注： D

CSMA/CA 是无线局域网标准 802.11 中的协议，它在 CSMA 的基础上增加了冲突避免的功能，ACK 帧是 CSMA/CA 避免冲突的机制之一。

返回题目

Q58

速对表原值： C

详细解析标注： C

在IEEE802.11无线局域网中，当一个站点有新的数据帧要发送时，它首先会侦听信道。如果信道被检测为忙，则站点必须推迟发送。如果信道被检测为空闲，站点并不会立即发送，而是需要等待一段称为 DIFS 的时间。如果在 DIFS 间隔后信道仍然保持空闲，站点才会开始随机退避过程，并在退避计时器减到 0 时发送数据帧（或 RTS 帧）。SIFS 用于高优先级传输，如 ACK 或 CTS。PIFS 用于 PCF 模式下的优先接入。EIFS 用于检测到错误帧后的等待。

返回题目

Q59

速对表原值： B

详细解析标注： B

发送方 A 发送一个 RTS (Request to Send) 帧，该帧中包含一个持续时间字段。这个时间包含了后续的 CTS、数据帧 (Data) 以及确认帧 (ACK) 所需的总时间。目的方B收到RTS 后，回复一个 CTS 帧，CTS 帧中也包含了根据 RTS 计算出的剩余持续时间。其他站点会解析帧中的持续时间字段，并将该值设置到自己的网络分配向量 (NAV) 计时器中。

返回题目

Q60

速对表原值： D

详细解析标注： D

网络分配向量是 IEEE 802.11 MAC 层协议中实现虚拟载波侦听的关键机制。它是一个计时器，用于记录信道被其他站点预约的剩余时间。一个站点收到一个带有持续时间字段的帧时，它会检查该帧中的持续时间值。如果该值大于其当前 NAV 计时器的值，站点就会用这个更大的值来更新自己的 NAV。如果收到的持续时间值小于当前的 NAV，则忽略该值，保持 NAV 不变。 当 NAV为 0 时，即使物理信道也空闲，也需要等待一个 DIFS 和随机退避时间再发送，D 错误。

返回题目

Q61

速对表原值： C

详细解析标注： C

站点 C 能够正确接收到主机 A 发送的 RTS 帧，但听不到 AP 发送的 CTS 帧。因此，站点 C 的 NAV 值是由 A 发送的 RTS 帧中的“持续时间”字段决定的。发送方 A 在发送 RTS 帧时，其“持续时间”字段需要覆盖从 RTS 帧发送结束到整个数据交换过程（即收到 ACK）结束所需的总时间。这个过程包括：

• 一个短帧间间隔（SIFS）。

• 一个 CTS 帧的发送时间。

• 又一个 SIFS。

• 一个数据帧的发送时间。

• 再一个 SIFS。

• 一个 ACK 帧的发送时间。则 RTS 帧中设置的持续时间为 3 ∗ 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 〔公式/符号见原页版面片段〕 + 〔公式/符号见原页版面片段〕，即 384μs。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q62

速对表原值： C

详细解析标注： C

CSMA/CA 协议规定在倒计时期间，信道变为忙碌状态（即有其他站点在发送），则该站点必须暂停其退避计时器，当信道在之后重新变为空闲时，该站点必须再次等待一个DIFS 间隔，然后从暂停时的计数值开始，继续进行倒计时，而不是重新选择随机值。

返回题目

Q63

速对表原值： C

详细解析标注： C

局域网协议（例如 802.3 标准）定义了 OSI 参考模型下两层的功能，即物理层和数据链路层。其中，数据链路层又被进一步细分为负责为上层提供统一接口的逻辑链路控制（LLC）子层和负责管理共享信道访问的介质访问控制（MAC）子层。

返回题目

Q64

速对表原值： B

详细解析标注： B

10BASE-T 是早期以太网标准之一，其命名规则中：10 表示数据传输速率为 10 Mbps。BASE 表示基带传输。T 表示传输介质为非屏蔽双绞线 (UTP)。该标准使用两对 UTP（通常是 3类或 5 类），采用曼彻斯特编码，最大段长为 100 米，通常使用 RJ-45 连接器连接到集线器或交换机。

返回题目

Q65

速对表原值： B

详细解析标注： B

以太网帧在物理层发送时，实际帧的前面会添加前同步码和帧起始定界符。前同步码内容为交替的 10101010。用于使接收端的锁相环能够与发送端的比特流时钟同步。帧起始定界符紧跟在前同步码之后，用于明确指示以太网帧的第一个比特（即目的 MAC 地址的第一个比特）即将开始。这两个字段加起来共 8 字节，它们不计入 MAC 帧本身的长度，通常由物理层硬件处理。

返回题目

Q66

速对表原值： B

详细解析标注： B

为了保证 CSMA/CD 协议的有效冲突检测（即最小帧长要求，通常为 64 字节，减去首部和尾部 18 字节后，数据字段最小为 46 字节），如果上层交付给 MAC 子层的数据长度小于 46 字节，MAC 子层必须在数据字段的末尾填充一些字节（通常是全 0），使其达到 46 字节的最小长度。这个填充字段不包含在 IEEE 802.3 帧的长度字段所指示的长度内，长度字段只指示实际数据的长度。

返回题目

Q67

速对表原值： C

详细解析标注： C

如果在使用静态地址的系统中有重复的硬件地址，两个设备都无法通信。在局域网中的每台设备必须有唯一的硬件地址。

返回题目

Q68

速对表原值： B

详细解析标注： C

以太网（包括 Ethernet V2 和 IEEE 802.3）帧的结束不是由特定的帧结束定界符来标记的。当物理层检测到信道上不再有信号（即违规编码法）时，就认为一帧已经结束。此外，以太网还规定了帧间最小间隔。

A 选项错误，以太网 V2 用“类型字段”，没有长度字段。

B 选项错误，帧长不固定。

D 选项错误，FCS 用于错误检测，不是结束判断依据。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

审计旁注（非原文）：速对错误

速对表写 B、详细解析写 C。王道 2027 第103页 [block: b_103_12] 说明以太网靠帧间间隔及编码信号停止跳变识别帧结束，按本题选项应取 C；B 的“固定帧长”错误。

Q69

速对表原值： C

详细解析标注： C

为在 1Gbps 的高速率下维持一个合理的冲突域（约 200 米），同时又能检测到所有冲突，千兆以太网将争用时间片（Slot Time）从传统以太网的 64 字节时间大幅增加到了 512 字节时间，故 B 错误。这个新的争用期要求最小有效帧长也相应增加。为了兼容以太网 64 字节的最小帧长规定，千兆以太网引入了载波延伸机制。该机制规定如果一个 MAC 帧（从目的地址到 FCS）的总长度小于 512 字节，那么发送方在发送完帧的最后一个比特（FCS 之后）会继续发送一些特殊的扩展符号，直到总的发送时间达到 512 字节的争用时间片为止。这些扩展符号并不在数据字段内，在接收端会被识别并丢弃，不会提交给网络层，故 A 和 D 错误。此外，如果一个 MAC 帧的长度本身就已经等于或超过512 字节，那么其发送时间自然就满足了最小争用期的要求，此时发送方在发送完该帧后就无需再进行载波延伸，故 C 正确。

返回题目

Q70

速对表原值： C

详细解析标注： C

分组突发仍然是在 CSMA/CD 的框架下工作的，它是在站点通过正常的介质争用（可能包括发送经过载波延伸的第一个帧）成功获得信道后的一种发送方式，并非无视 CSMA/CD。其发送的帧序列长度也有限制（如不超过 1500 字节或略多）。故 A 错误。分组突发是连续发送多个独立的 MAC 帧，而不是将它们合并成一个超长帧。每个帧仍有其独立的头部和 FCS。故 B 错误。当一个站点有多个短帧要发送时，它发送第一个帧（如果短，则进行载波延伸）。如果发送成功，它可以继续发送后续的帧，直到达到一定的累积长度限制，而不需要为每个后续的短帧都重新执行完整的 CSMA/CD退避和竞争过程。这减少了开销，提高了发送一连串短帧的效率。故 C 正确。碰撞后的重传机制仍遵循二进制指数退避算法。分组突发本身不改变重传速率或机制，它的作用是在成功获取信道后提高发送效率。故 D 错误。

返回题目

Q71

速对表原值： C

详细解析标注： C

BSS 使用两种标识符：SSID（服务集标识符）和 BSSID（基本服务集标识符）。SSID 是用户可见的、用来标识一个无线网络的字符串名称（用户可以自己命名的），用于网络发现和连接。而 BSSID 则是在 MAC 层唯一标识一个 BSS 的标识符，在有基础设施的 BSS 中，BSSID 就是该BSS 中 AP 的 MAC 地址。

返回题目

Q72

速对表原值： C

详细解析标注： C

A 正确，SSID 是用户可定义的网络名，长度有限制。

B 正确，AP 通过信标帧宣告网络的存在及其 SSID。

C 错误，为了实现客户端在 ESS 内不同 AP 间的无缝漫游，这些 AP 通常会配置相同的 SSID，让客户端感觉连接的是同一个网络。它们通过不同的 BSSID（AP 的 MAC 地址）来区分。

D 正确，这是客户端连接无线网络的标准步骤。

返回题目

Q73

速对表原值： A

详细解析标注： A

该帧由 AP 发给无线网络中主机 H，则 From DS 置为 1，To DS 置为 0。在此情景下，三个地址字段的定义如下：

• 地址 1：目的地址（DA），无线链路上的接收者，即 00-11-22-AA-BB-CC。

• 地址 2：AP 的 MAC 地址，即 00-11-22-DD-EE-FF。

• 地址 3：源地址（SA），即发起此次通信的最初始的设备地址，即路由器 00-11-22-11-22-33。

返回题目

Q74

速对表原值： A

详细解析标注： A

从 AP 到 AP 的转发场景下，802.11 帧首部中的去往 DS(To DS)和来自 DS(From DS)两个标志位都被置为 1。当 To DS = 1 且 From DS = 1 时，四个地址字段的定义如下：

• 地址 1：接收方地址（RA），即该无线链路上下一跳的直接接收者，即 00-12-34-DD-EE-FF。

• 地址 2：发送方地址（TA），即该无线链路上帧的直接发送者，即 00-12-34-AA-BB-CC。

• 地址 3：最终目的地址（DA），即整个数据传输的最终接收站点，即 00-DE-AD-CA-FE-02。

• 地址 4：原始发送地址（SA），即整个数据传输的最初发起站点，即 00-DE-AD-BE-EF-01。

返回题目

Q75

速对表原值： B

详细解析标注： B

令牌环网不是靠“冲突检测”来工作的；相反，它是通过令牌控制机制本身避免冲突，不需要再检测冲突；冲突检测是以太网（CSMA/CD）的机制，而不是令牌环网。

返回题目

Q76

速对表原值： D

详细解析标注： D

VLAN 技术在逻辑上对网络进行了划分和管理，但它并不一定简化物理拓扑或显著降低成本和维护复杂性。VLAN需要使用支持VLAN的交换机，硬件成本可能更高。此外，VLAN的配置虽然能方便管理，但也使后期维护更加复杂。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q77

速对表原值： B

详细解析标注： B

Trunk 接口的核心作用是在交换机之间传输多个 VLAN 的流量。为了区分这些流量属于哪个 VLAN，帧在通过 Trunk 接口时必须携带 802.1Q 标签。接收端的交换机根据标签中的 VID来识别帧的归属。Access 接口才是负责在将帧转发给终端设备时去除标签的端口。

返回题目

Q78

速对表原值： D

详细解析标注： D

802.1Q 帧的最大长度为 1522 字节，因为加入了 4B 的 VLAN 标签。同时，如果最短帧长为 64B，那么最短有效载荷是 64-22=42B。

返回题目

Q79

速对表原值： D

详细解析标注： D

路由器是网络层设备，只认识主机 H 的 IP 地址，无法看见链路层的 AP，因此会广播 ARP 请求报文，获取主机 H 的 MAC 地址，A 选项错误。路由器得到主机 H 的 MAC 地址后，将会发送目的 MAC 地址为 00-12-34-56-78-9a 的以太网帧（此时，还处于有线网络），而非 802.11 帧，故B、C 选项错误。AP 收到目的 MAC 地址为 00-12-34-56-78-9a 的以太网帧后，会将其转换成 802.11 帧，再进行转发。该 802.11 帧由 AP 发送给主机 H，to DS 置为 0，from DS 置为 1，地址 1、2、3 分别是主机 H 的 MAC 地址、AP 的 MAC 地址、路由器 R 的 MAC 地址，故 D 选项正确。

返回题目

Q80

速对表原值： B

详细解析标注： B

广域网（WAN）和局域网（LAN）的主要区别在于它们覆盖的地理范围。LAN通常覆盖较小的区域，如一栋建筑或一个校园，而 WAN 则可以覆盖一个城市、一个国家甚至全球范围。

返回题目

Q81

速对表原值： C

详细解析标注： C

互联网（Internet）是一个全球性的、由大量不同类型网络（包括局域网 LAN、城域网 MAN、广域网 WAN）通过路由器和网关相互连接而成的巨大网络。广域网是构成互联网的重要组成部分，但互联网本身不是一个单一的广域网。

返回题目

Q82

速对表原值： C

详细解析标注： C

PPP 协议是一个面向比特（同步链路）或面向字符（异步链路）的协议，它提供差错检测，可以通过帧检验序列（FCS）字段检测帧在传输中是否出错，出错的帧通常被丢弃。PPP 不提供差错纠正、序号、确认或重传机制，因此是不可靠的。PPP 本身没有流量控制机制，且 支持多种网络层协议。PPP 协议建立连接需要经过协商阶段，但数据传输本身是无连接的（每个帧独立处理）。

返回题目

Q83

速对表原值： C

详细解析标注： C

PPP 协议通过 FCS 字段提供差错检测功能，但它不提供差错纠正功能。检测到有差错的帧通常会被简单丢弃，纠错和重传由上层协议（如 TCP）负责。

返回题目

Q84

速对表原值： B

详细解析标注： B

PPP 协议在异步传输（面向字符的链路）时，采用字节填充（字符填充）技术来实现透明传输，规则如下：将信息字段中出现的每一个 0x7E（标志字符 F）字节转变为 2 字节序列(0x7D, 0x5E)。将信息字段中出现的每一个 0x7D（转义字符本身）字节转变为 2 字节序列(0x7D, 0x5D)。若信息字段中出现 ASCII 码的控制字符（即数值小于 0x20 的字符），则在该字符前面要加入一个 0x7D 字节，同时将该字符的编码与 0x20 进行异或运算（如 0x03 转为 0x7D, 0x23）。因此，当要发送的数据字节为 0x7D 时，它会被转义为 0x7D, 0x5D。

返回题目

Q85

速对表原值： C

详细解析标注： C

IPCP（IP Control Protocol）是网络控制协议族 (NCPs) 的一个成员。PPP 设计为一个多协议封装器，它使用 NCPs 来为不同的网络层协议（如 IP、IPX、AppleTalk 等）协商和建立相应的网络层配置。

返回题目

Q86

速对表原值： C

详细解析标注： C

当链路的底层不可用（例如物理连接断开，载波丢失等）时，无论链路之前处于何种状态，它都会回到链路静止状态。只有当物理层条件恢复后，才可能尝试从链路静止状态开始重新建立链路。

返回题目

Q87

速对表原值： A

详细解析标注： A

在 PPP 协议中，由于其设计用于点对点链路，链路上只有两个节点，因此不需要复杂的地址字段来区分发送方和接收方。对于点对点链路，这个字段没有实际的寻址作用，接收方通常也不需要校验它。B 选项中，PPP 帧数据载荷可以是 0B，即只包含首部和尾部字段共 8B，因此正确。

返回题目

Q88

速对表原值： A

详细解析标注： A

H1 向 H2 发送一个数据帧，S1 无法在表中找到对应条目，会将其从除了端口 1 外所有端口进行转发，S2 收到后通过自学习，增加表项。H3 向 H1 发送一个数据帧，S2 通过自学习增加表项。

返回题目

Q89

速对表原值： A

详细解析标注： A

H1 向 H2 发送数据帧 F1，交换机表为空，无法找到 H2 所在端口，因此会将其从除了发送端口（端口 1）之外的全部端口转发，即{2, 3}，且交换机通过自学习，添加 H1 对应表项。H3 向 H1 发送了一个数据帧 F2，交换机查表，能够发现对应表项，会直接从端口 1 进行转发。

返回题目

Q90

速对表原值： C

详细解析标注： C

A 错误，交换机的 MAC 地址表主要是通过自学习动态构建的，虽然也支持静态配置，但主要依赖动态学习。B.错误，除了 MAC 地址和端口号，MAC地址表项通常还可能包含其他信息，如所属 VLAN ID（在支持 VLAN 的交换机中）、老化时间等。但最核心的是 MAC 地址到端口的映射。C.正确，当一个数据帧进入交换机某个端口时，交换机会检查该帧的源 MAC 地址，并将其与进入端口的对应关系记录到 MAC 地址表中（如果该条目不存在或需要更新）。

D 错误，当 MAC 地址表满时，通常的处理策略是替换掉一个已有的条目（例如最久未使用的条目，基于老化机制），或者有些交换机可能暂时停止学习或采用其他替换算法，但不会简单地完全停止学习功能。

返回题目

Q91

速对表原值： C

详细解析标注： C

FF-FF-FF-FF-FF-FF 是广播地址，当交换机收到目的地址为该地址的数据帧后，会将其洪泛，即 将该帧复制并从除了接收该帧的那个端口以外的所有其他活动端口转发出去。这样做可以确保广播域内的所有主机都能接收到这个广播帧。

返回题目

Q92

速对表原值： D

详细解析标注： D

A 正确，交换机是数据链路层设备，核心功能是基于 MAC 地址的帧转发。路由器是网络层设备，核心功能是基于 IP 地址的包转发。

B 正确，交换机的每个端口是一个冲突域，默认情况下所有端口属于一个广播域（VLAN 可以分割广播域）。路由器的每个接口连接一个独立的广播域（也是一个独立的冲突域）。

C 正确，透明交换机（或网桥）对终端设备透明，不改变帧的 MAC 地址。路由器在将 IP 包从一个网络转发到另一个网络时，需要重新封装数据链路层帧头，此时源 MAC 地址是路由器出接口的 MAC，目的 MAC 地址是下一跳或最终目标主机的 MAC。D.错误，路由器在查找路由表时使用最长前缀匹配原则来确定最佳路由。交换机在查找 MAC 地址表时，是进行精确匹配，即查找与帧中目的 MAC 地址完全相同的表项。如果找不到，则泛洪（对未知单播）。没有“最长匹配”的概念用于交换机的 MAC 地址表查找。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q93

速对表原值： C

详细解析标注： C

数据字段为 100B，以太网帧还需要加入 18B 的其他开销，以太网帧的长度为118B。则转发时延为 118〔公式/符号见原页版面片段〕/10〔公式/符号见原页版面片段〕 = 94.4µ〔公式/符号见原页版面片段〕。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目

Q94

速对表原值： D

详细解析标注： D

要实现不同速率端口之间的交换（例如，从 100Mbps 端口接收数据，转发到1Gbps 端口），交换机必须能够缓存数据。因为输入速率和输出速率不匹配，无法进行“直通”。这种速率不匹配的转换必须采用存储转发方式，即先将整个帧完整地接收到缓存中，然后再以目标端口的速率发送出去。直通方式要求输入和输出端口的速率必须一致。

返回题目

Q95

速对表原值： C

详细解析标注： C

在直通交换方式下，交换机引入的最小转发延迟，是它接收并处理完能够做出转发决策所需的最少数据所花费的时间。这个最少数据就是以太网帧头部的目的 MAC 地址字段。以太网帧的目的 MAC 地址字段长度为 6 字节。已知数据量为 6B，最小转发延迟为 0.24µs，则数据传输速率即为。

返回题目

Q96

速对表原值： C

详细解析标注： C

集线器是物理层设备，它会将收到的信号广播到除接收端口外的所有端口。所有连接到集线器的设备共享同一个冲突域，因此同一时间只能有一个设备发送数据，否则会发生冲突，故A 正确。交换机是数据链路层设备，它的每个端口都是一个独立的冲突域。当端口连接单个设备时，可以工作在全双工模式下，同时收发数据而不会发生冲突，故 B 正确。当主机发送数据时，如果发现目的 IP 地址与自己在不同的子网，它会把数据包发送给自己的默认网关，由路由器查询路由表进行下一步的转发操作。因此，它发送的数据帧的目的 MAC 地址会是默认网关的 MAC 地址，故 D 正确。当交换机在其 MAC 地址转发表中找不到目的 MAC 地址时，它会执行泛洪操作，即将该帧从除了接收端口外的所有其他端口转发出去，而非直接丢弃该帧，故 C 错误。

原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）

返回题目