Relax1000 计算机网络 · 第4章 网络层 · 解析¶
第4章 网络层¶
本章 101 题；解析册印刷页 279-292。
速对答案（原书）： ABBCC DCBAD CCBDA BBCCB CBCAD CDCCC BDBBD ADCCC CCACD CDADB BCABD CBBDD ABCDD CBCAC ADCCA BCCCB ACADB CCDBD BCBDC CCAAC A
Q1¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
当中间设备是转发器或者网桥时，仅仅是把一个网络扩大了，而从网络层的角度看，这仍然是一个网络，一般不称之为网络互连。网络互连一般指利用路由器来进行互连和路由选择。
Q2¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
电路交换是指在通信开始前，必须先建立一条专用的物理连接（电路）。一旦建立，所有数据都会沿着这条唯一的路径按序传输，就像打电话一样。因此，分组不可能失序。数据报服务不预先建立连接。每个数据包（数据报）都包含完整的源地址和目的地址，并由网络中的路由器独立选择路径进行转发。由于每个数据包的路径可能不同，经历的延迟也可能不同，因此它们到达目的地的顺序可能与发送顺序不一致。题中描述的 P1, P3, P2 的到达顺序是数据报服务的典型特征。虚电路服务是介于电路交换和数据报之间的一种方式。它在数据传输前，会先通过一个连接建立过程，在源和目的主机之间建立一条逻辑连接（虚电路），而不是物理连接。一旦建立，该虚电路上所有的分组都会沿着这条预先确定的逻辑路径传输。因此，分组会按序到达。
Q3¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
电路交换会为连接预留并独占带宽资源。而虚电路虽然路径固定，但其所经过的物理链路资源（如带宽）是由多条虚电路共享的，并不会为某一条虚电路预留专用带宽。
Q4¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
虚电路服务是网络层的一种面向连接的服务，它在数据传输前通过所有中间节点预先建立一条固定的逻辑连接（即虚电路）。该电路上所有分组都按相同的路径转发。如果路径上的某个中间节点发生故障，则该虚电路被破坏，这条通路上所有的后续通信都会因此中断，故 C 正确。
Q5¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
从资源分配的角度，电路交换在建立连接时分配，通信期间独占。在通话或数据传输开始前，网络会分配一条专用的物理通路，其带宽等资源在整个通信期间被该连接独占，即使没有数据在传输，资源也无法被其他用户使用。虚电路在建立连接时预分配逻辑资源，数据传输时动态共享物理资源。在连接建立阶段，会分配虚电路号（VCI）并在沿途节点创建转发表项，这可以看作是“预分配资源”。但在数据传输阶段，物理链路的带宽等资源是由多条虚电路动态共享的，并非独占。数据报不预分配，完全动态共享。没有连接建立过程。每个数据报在到达路由器时，才临时动态地请求和使用转发所需的资源（缓存、处理等）。资源是在“逐个分组”的基础上进行分配和共享的。
Q6¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
北向接口 (NBI) 允许网络应用和业务逻辑向 SDN 控制器表达其网络需求和策略。南向接口 (SBI) 用于控制器与数据平面设备通信。东/西向接口用于分布式控制器间的通信。
Q7¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
SDN 控制器负责维护网络状态信息（如拓扑），根据全局网络视图进行路由计算、策略决策，并将这些决策转化为流表规则下发给数据平面的交换机。A 是数据平面设备的功能。B是应用平面的功能，应用平面通过北向接口与控制器交互。D 是物理层的功能。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q8¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
数据平面的 SDN 交换机主要负责基于控制器下发的流表（FlowTable）进行高效的数据包查找、匹配和转发（或其他处理动作如丢弃、修改）。它们是执行者，而非决策者。A 是控制平面的任务，C 是应用平面的任务，D 是非 SDN 架构的传统网络中，路由器的作用。
Q9¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
OpenFlow 流表是 SDN（软件定义网络）中数据平面设备进行转发决策的依据，主要由匹配字段、动作和计数器三部分组成。其中，“匹配字段”是用来识别特定数据流的一组数据包头部字段。源MAC地址和VLAN ID均属于数据链路层的头部字段。UDP端口号属于运输层的头部字段。生存时间 TTL 每经过一个路由器就会减 1。由于 TTL 是一个动态变化的字段，不具备标识一条数据流的稳定性，因此不被用作流表的匹配字段。
Q10¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
拥塞控制与流量控制不同，流量控制往往是指在发送方和接收方之间的点对点通信进行控制，一般是抑制发送方发送数据的速率，防止接收方来不及接收。而拥塞控制是全局性的，确保网络能够承载所达到的流量。
Q11¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
拥塞控制包括两种，开环控制和闭环控制。其中，开环控制指在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。因此在建立网络连接时就进行准入控制，预留所需资源属于开环控制。选项 ABD 均为在发生阻塞时进行处理，属于闭环控制。
Q12¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
在转发过程中，逐跳改变的是数据链路层的地址（如 MAC 地址）。路由器会把收到的数据链路层帧（例如以太网帧）解封装，取出 IP 数据报，处理完毕后，再重新封装成一个适合下一跳链路的、全新的数据链路层帧，这个新帧的源/目的 MAC 地址会相应改变。而源 IP 地址和目的IP 地址则始终保持不变。
Q13¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
可以得出 IPv4 数据报的总长度是第 3、4 字节，也就是 0030，十进制值为 48，因而该 IPv4 数据报的总长度为 48B；IPv4 数据报的首部长度是第 1 字节中的后 4 个比特，第 1 字节的十六进制值为 45（二进制为 01000101），后 4 个比特为 0101，十进制值为 5，由于首部长度以 4B 为单位，因此该 IPv4 数据报的首部长度为 5 × 4〔公式/符号见原页版面片段〕 = 20〔公式/符号见原页版面片段〕 ;综上所述，数据载荷的长度 = 48B -20B = 28B
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q14¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
ICMP 差错报告报文是为了报告 IP 数据报在传输中遇到的问题。但是为了避免产生无休止的 ICMP 报文，协议规定了一些不发送 ICMP 差错报告报文的情况：对 ICMP 差错报告报文不再发送 ICMP 差错报告报文；对第一个分片的 IP 数据报片的所有后续数据报片都不发送 ICMP 差错报告报文；对具有多播地址的 IP 数据报都不发送 ICMP 差错报告报文；对具有特殊地址（例如 127.0.0.0 或0.0.0.0）的 IP 数据报不发送 ICMP 差错报告报文。
审计旁注（非原文）：作废/多解
严格协议语义下 B、D 都不会发送 ICMP 差错报告：TCP 端口未监听通常返回 RST；第一个数据报片之后的后续分片也不发 ICMP。王道 2027 第163页 [block: b_163_0, b_163_2] 明列后续分片例外。
Q15¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
IP 数据报从源主机传至目的主机可能需要通过不同的物理网络，而每个物理网络都具有其特定的最大传输单元（MTU）。为了将 IP 数据报传输至最终的目的主机，一个 IP 数据报在传输过程中可能要经过多次分片，但所有的分片都只在目的主机进行重组。
Q16¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
原始 IP 数据报总长度为 1200B，其首部长度为 20B，则数据部分的长度 = 总长度 - 首部长度 = 1200B - 20B = 1180B。链路的 MTU 为 600B，每个 IP 分片自身也需要一个 IP 首部（20B），单个分片可承载的最大数据量 = MTU-IP 首部长度 = 600B - 20B = 580B。IP 数据报分片时，除了最后一个分片外，每个分片的数据部分长度必须是 8 字节的整数倍，580 显然不是 8 的倍数，因此需要下调至 576B（不大于 580 且是 8 的倍数的最大值）。又每个分片尽可能大，则可以用总数据部分长度 1180B 除以每个分片数据长度最大值 576B，得 2，余数为 28B。即总共需要 3 个分片，每个分片上数据长度依次为 576B、576B、28B。最后一个分片的 MF 标志位为 0（表示后面没有其他分片），片偏移字段为 (第一个分片数据长度 + 第二个分片数据长度) / 8 = (576B + 576B) / 8 = 1152B / 8 = 144。
Q17¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
本题设计在 R1 和 R2 两个路由器上的两次分片操作：在 R1，原始数据报的数据部分长度为 1420 - 20 = 1400 字节。R1 连接的链路 MTU 为 800 字节，除去 20 字节的 IP 首部，每个分片最多能携带 800- 20 = 780 字节的数据。由于分片的数据长度必须是 8 字节的倍数，因此取不大于 780 的 8 的最大倍数，即 776 字节（97 * 8）。所以，第一个分片 F 的总长度为 776 (数据) + 20 (首部) = 796 字节。在 R2，分片 F（总长 796 字节，数据 776 字节）到达 R2，R2 连接的链路 MTU 为 400 字节。同样，每个子分片最多能携带 400-20=380 字节的数据。取不大于 380 的 8 的最大倍数，即 376 字节（47 * 8）。因此，从 F 产生的第一个子分片的总长度字段为 376 (数据) + 20 (首部) = 396 字节。故 B 正确。
Q18¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
当 IP 数据报的 DF 位置为 1 时，表示该数据报禁止被分片。如果路由器接收到这样的数据报，并且发现其大小超过了出接口的 MTU，路由器不能强行分片，而应该丢弃该数据报，并向源主机（主机 A）发送一个 ICMP“目的不可达”报文，其中代码（Code）字段指明具体原因为“需要分片但 DF 置 1”。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q19¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
CIDR是一个用于给用户分配IP 地址以及在互联网上有效地路由IP数据包的对 IP地址进行归类的方法。网络前缀越少，包含的地址越多。
Q20¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
一个主机同时连接在多个网络上时，该主机就必须有多个 IP 地址。
Q21¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
采用端口映射的目标是让多个私网主机共享一个公网IP。当H1和H2的报文到达NAT 路由器时，路由器会将它们的源 IP 都替换为公网 IP 202.10.10.1。为了在响应报文返回时能正确地区分哪个报文是给 H1 的、哪个是给 H2 的，NAT 路由器必须确保转换后的源端口号是唯一的。即使 H1和 H2 的原始源端口号相同（都是 1025），NAT 路由器也会为它们分配两个不同的外部端口号（例如，将 H1 的会话映射到 202.10.10.1:50001，将 H2 的会话映射到 202.10.10.1:50002）。因此，发出去的两个分组源 IP 相同，但源端口号必然不同。
Q22¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
入站报文到达NAT 路由器后，路由器会提取其目的 IP、目的端口号。本题中，接收报文目的 IP 为 201.1.1.1，目的端口为 60000。路由器会用这组信息去查找 NAT 转换表的“外网 IP：端口”这一列。从表中可见，第三行条目
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
审计旁注（非原文）：改题干
题干先称公网 IP 为 210.1.1.1，随后入站目的地址和 NAT 表均写 201.1.1.1，详解又混用两者。将公网 IP 统一为 201.1.1.1 后答案 B 才成立。
Q23¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
观察表项，源 IP 地址为 192.168.32.56、源端口为80并不存在，此时要看端口是熟知端口还是临时端口号：
-
熟知端口号的表项由管理员手动配置，所以不匹配直接丢弃，答案选 C。
-
临时端口号，如果不匹配，会动态生成一个新的条目，然后继续转发。因此本题选 C。
Q24¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
NAT 技术允许多台主机通过共享一个全局唯一的公网 IP 地址来访问外部网络。当一个位于外部网络的主机要向内部主机 H1（192.168.0.2）发送 IP 分组时（这通常是对 H1 之前发出的请求的响应），它不能直接使用私有地址192.168.0.2作为目的地址，因为私有地址在公网上是不可路由的，该分组的目的地址必须是 NAT 路由器 R2 的公网地址。又 R1 连接 R2 的端口的 IP 地址为210.1.1.2/30，在此单对单链路上，主机号不能全 1 也不能全 0，还能给 R2 连接 R1 端口分配的 IP 地址仅有 210.1.1.1，故选择 A。
Q25¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
223.255.255.255 为 C 类地址，且最后 8 位全为 1，是广播地址，因此不能作为源地址，仅可作为目的地址。
Q26¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
IP 组播地址代表的是一组主机，而不是某一台特定的主机。因此，D 类组播地址（224.0.0.5）只能出现在 IP 数据报的目的地址字段中。一个 IP 数据报的源地址必须是发送该报文的单个主机的单播地址。B 选项，网络号全 0，主机号非全 0，表示本网络上一个主机，仅能用于源地址，无法作为目的地址。
Q27¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
一个子网的网络地址必须是其子网大小的整数倍。对于/20 的子网，掩码是255.255.240.0，关键在于第三个八位字节。240 的二进制是 11110000，这意味着第三个八位字节的后 4位是主机位，前 4 位是网络位。因此，第三个八位字节的划分步长（块大小）是 24 = 16，故一个有效的/20 子网，其第三个八位字节的值必须是 16 的整数倍。
Q28¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
将已知的子网 192.168.10.64/26（地址范围 192.168.10.64 -192.168.10.127）与选项C（地址范围 192.168.10.160 - 192.168.10.191）组合，则 IP 网络的地址范围至少也是 192.168.10.0 -192.168.10.255，那么剩余的未分配地址空间会被分割成三个不连续的“空洞”（即 0-63、128-159 和192-255），无法用两个子网的地址空间覆盖。
Q29¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
原始网络的网络前缀为 17 位，原始主机为 32-17=15 位。继续划分子网，需要划分成 32 个规模相同的子网，因此需要从 15 位主机位中借走 5 位，子网剩余主机位为 10 位，共有个 IP 地址，又主机位全 0 的地址是网络地址，主机位全 1 的地址是广播地址，这两个地址不能分配给主机使用，因此最终结果为 1022 个。
Q30¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
由题可知，主机号为 8 位，若主机号只占 1 位，则没有可用的主机 IP 地址（全 0全 1 不可作为主机 ip），因此最少保留 2 位主机号，子网划分位数为 8-2=6，因此最多有 26=64 个子网，全 0 全 1 可用作子网（教材上说过全 0 全 1 现可做子网号，如果答案中没有 64，只有 62，应结合题目其他条件判断），因此最多可以划分 64 个子网。对于子网内最多的主机数，应考虑不做子网划分的情况，即可容纳 256-2=254 台主机（如问子网内 IP 地址或者地址块 IP 数量最多多少个，应写 256，区分主机数和 IP 地址，IP 地址为全 0 全 1 不可用作主机地址）。
Q31¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
互联网上的路由器只会转发目的地址为公有IP地址的数据包，对于特殊用途的IP地址（如私有 IP 地址、广播地址等）则通常不予转发。私有 IP 地址的范围为 10.0.0.0-10.255.255.255、172.16.0.0-172.31.255.255、192.168.0.0-192.168.255.255，选项中 A 和 C 均属于私有 IP 地址，因此不会被路由器转发。选项D是受限广播地址。发往此地址的数据包用于在发送方所在的本地网络（广播域）内进行广播。路由器的一个基本功能就是隔离广播域，因此不会转发目的地址为255.255.255.255的数据包，以防止广播风暴。
Q32¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
如下表所示
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q33¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
每个子网至少容纳 5 台主机，再加上网络号和广播地址，即每个子网至少需要 7个IP地址，因此主机位设置为3，网络前缀长度为29，对应的点分十进制子网掩码为 255.255.255.248。
Q34¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
部门 A 需要 50 台主机，加上子网号和广播地址，共需要 52 个 IP 地址，主机号为6 位。同理，部门 B 需要 22 个 IP 地址，主机号为 5，部门 C 需要 12 个 IP 地址，主机号为 4。首先给部门 A 分配地址空间，从 192.168.5.0 开始，分配 192.168.5.0/26。该块占用了 192.168.5.0 到 192.168.5.63的地址。然后给部门 B 分配地址空间，下一个可用的起始地址是 192.168.5.64。分配 192.168.5.64/27 给部门 B。该块占用了 192.168.5.64 到 192.168.5.95 的地址。因此，分配给部门 B 的子网网络地址是192.168.5.64。
Q35¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
各台计算机的子网掩码均为 255.255.255.240，其二进制形式（只显示最后一个字节）为 255.255.255.11110000，将图中的各计算机的 IP 地址与子网掩码进行“与”操作，可得到各计算机所在的子网地址：计算机 A 与 E 的子网地址为 192.168.1.32，而计算机 B、C、D 的子网地址为192.168.1.48。如果这些计算机采用Ethernet交换机进行连接，那么，计算机A与E之间可以直接访问，而计算机 B、C、D 之间可以直接访问。
Q36¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
H1 的 IP 地址为 192.168.12.1，H2 的 IP 地址为 192.16.12.6，它们的 IP 地址分别与子网掩码进行按位与运算，如果得到的结果均为 192.168.12.0（即网络号），因此可以判断它们在同一个子网。在同一个子网（或广播域）内的主机之间进行通信，属于本地通信，不经过路由器。因此 H1和 H2 可以正常通信。
Q37¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
IP 地址为 192.168.96.125，子网掩码为/18，即 255.255.192.0。将 IP 地址和子网掩码转换为二进制进行按位与运算，得到网络号 192.168.64.0。广播地址是将网络地址中的主机位全部置为 1。/18 表示网络位为 18 位，主机位为 32-18 =14 位。网络地址 192.168.01000000.0 的主机位是后 14位。将这 14 位全置为 1，得到 192.168.01111111.11111111，转换为十进制即 192.168.127.255，故 D 正确。
Q38¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
子网掩码为 255.255.255.128，则其网络前缀长度为 25 位，主机号为 7 位，总 IP地址数为个。去除主机号全 0 和全 1 两种特殊情况，可分配给主机的 IP 地址共 126 个，因此可容纳的最大主机数为 126。网络地址和子网掩码按位与运算得到网络地址为 192.168.32.0，第一个可分配给主机的IP 地址是网络地址加 1，因此第一个可分配的主机 IP 地址是 192.168.32.1。
Q39¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
将一台主机的 IP 地址与其子网掩码进行按位与运算，得到的结果就是该主机所在网络的网络地址。已知主机 IP 地址和网络地址，只需要从头开始一一对比，找出两个地址的最大相同前缀长度即可，为/20，选择 C。
Q40¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
该子网的子网掩码为 29，则网络号 29 位，主机号为 3 位。共有 8 个 IP 地址，除去用于表示网络号的全 0 和用于表示广播地址的全 1，剩余 6 个 IP 地址可以被分配给主机。
Q41¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
本题考查两个知识点：通过给定 CIDR 地址块，找出该地址块的全部细节(最小地址，最大地址，地址数量，地址掩码)地址块聚合方法(找共同前缀)。192.168.16.192/26 与选项 A 的地址块聚合后的地址块为 192.168.16.0/24，会引入多余地址。192.168.16.192/26 与选项 B 的地址块聚合后的地址块为 192.168.16.0/24，会引入多余地址。192.168.16.192/26 与选项 D 的地址块有部分重叠。192.168.16.192/26 与选项 C 的地址块聚合后的地址块为 192.168.16.128/25，聚合地址块不会引入多余地址。
Q42¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
当一台主机需要解析目标 IP 地址对应的 MAC 地址时，它会发送一个 ARP 请求报文。由于此时发送方不知道目标 MAC 地址，ARP 请求报文需要在本地网络中被所有主机接收到，以便拥有该 IP 地址的主机能够响应。因此，ARP 请求报文在数据链路层（如以太网）是以广播方式发送的。其封装的以太网帧的目标 MAC 地址是广播地址 FF:FF:FF:FF:FF:FF。当网络中的某台主机（或路由器接口）确认 ARP 请求中的目标 IP 地址是自己的 IP 地址时，它会发送一个 ARP 响应报文给请求方。这个响应报文包含了该主机的 MAC 地址。由于请求方（发送 ARP 请求的主机）的 MAC 地址在 ARP 请求报文中是已知的（作为发送方 MAC 地址），因此 ARP 响应报文可以直接发送给请求方，采用单播方式。其封装的以太网帧的目标 MAC 地址是 ARP 请求报文中的源 MAC 地址。
Q43¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
首先，主机 H1 需要判断目的主机 H2 的 IP 地址 192.168.2.20 是否与自己在同一子网。H1 的 IP 地址是 192.168.1.10/24，其网络号是 192.168.1.0，而 H2 的 IP 是 192.168.2.20/24，其网络号是 192.168.2.0。由于网络号不同，主机 H1 判定主机 H2 位于不同的子网。当要向不同子网的主机发送数据时，主机 H1 必须将数据包发送给其配置的默认网关（路由器）。因此，主机 H1 需要获取默认网关 192.168.1.1 的 MAC 地址，以便将 IP 数据包封装成数据链路层帧发送给网关。如果 H1 的 ARP 缓存中没有默认网关的 MAC 地址条目，它会发送一个 ARP 请求，该请求的目标 IP 地址是默认网关的 IP地址，即 192.168.1.1。
Q44¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
ARP 报文被直接封装在数据链路层帧中，其中 ARP 请求报文采用广播，目的MAC 地址为 FF-FF-FF-FF-FF-FF，交换机会根据 ARP 报文的目的 MAC 地址将其向除了接收端口外的所有其他端口转发。
Q45¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
ARP 报文是直接封装在数据链路层帧（例如以太网帧）中的，其在以太网帧中的类型字段值为 0x0806。IP 协议依赖 ARP 来解析 MAC 地址，而不是 ARP 依赖 IP 协议进行传输，故 A错误。ARP 协议最初设计时并未考虑复杂的安全问题，因此它本身缺乏有效的身份验证机制。这使得ARP 欺骗等攻击成为可能，故 B 错误。当目标主机收到针对其 IP 地址的 ARP 请求报文后，它会执行以下两个操作：1、更新自身的 ARP 缓存：它会从收到的 ARP 请求报文中提取发送方的 IP 地址和 MAC地址，并用这个映射关系更新或创建自己的 ARP 缓存条目。这样做是为了方便后续向请求方发送数据。2、发送ARP 响应报文：向请求方单播一个ARP响应报文，其中包含自己的IP地址和MAC地址。所以，除了发送 ARP 响应，还会更新 ARP 缓存，故 C 错误。ARP 协议除了 ARP 请求报文和响应报文外，还有其他类型的报文，例如用于检测 IP 地址冲突的“无故 ARP”，以及选项所述免费 ARP、代理ARP 等，故 D 正确。
Q46¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
由于 IP 协议提供的是一种不可靠、无连接、“尽力而为”的服务，不能提供差错控制与查询等机制。在 TCP／IP 协议中，差错报告、查询与控制功能由 ICMP 协议完成。ICMP 协议定义了两种类型的报文：差错报告报文与查询报文。其中，差错报告报文又可分为 5 类：目的站不可到达、源站抑制、超时、参数问题和改变路由。查询报文又可分为 4 类：回送请求／应答、时间截请求／应答、地址掩码请求／应答、路由器询问／通告。流量调整报文不属于 ICMP 的报文。
Q47¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
当路由器和主机由于拥塞而丢弃数据报时，就向源点发送源点抑制报文，是源点知道应当把数据报的发送速率放慢。
Q48¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
每经过一个路由器，TTL 值都会减一，TTL 字段一定会改变;校验和是通过对首部数据计算得到，每经过一跳路由器首部都可能发生变化，都会重新计算校验和，故校验和字段一定会改变;不考虑 NAT 时，在整个传输过程中源 IP 地址和目的 IP 地址都不变;由于分组不被分片，故 DF 和 MF字段不会改变。故选择 A 选项。
Q49¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
A 选项错误。TCP 报文段总长度为 3000B，则传递给网络层的数据报的数据部分长度为 3000B。MTU 为 1400 包括 20 的首部和 1380 的数据部分，但是这里注意，分片长度要是 8 的整数倍，1380 并不是 8 的整数倍要找到距离 1380 最近且是 8 的整数倍的数字，则是 1376，分片的最大数据部分应该是 1376。数据报的数据部分是 3000，因此可以分成 1376、1376、248 这 3 个分片。由于题目问的是总长度，还需要加上 20 的首部，因此 3 个分片的总长度分别为 1396，1396 和 268。
B 选项错误。MF 表示的是后面是否还有分片，对于第 3 个分片来说，后面没有分片，因此MF=0，DF 表示是否允许分片，由于此网络已经对 IP 数据报进行了分片，所以肯定是允许分片，DF-0表示允许分片。
C 选项错误。IP 数据报的标识字段用于标识属于同一个数据报的分片，因此应该设置为同一个值，以便目的主机将多个分片组装成原始的 TCP 报文段。
D 选项正确。在收到最后一个 IP 数据报之后，目的主机需要査看每个 IP 数据报的 MF 标志位，将数据报的 TCP 数据字段按照顺序依次组装成一个完整的 TCP 报文段。在本题中，由于 MF 标志位的设置，目的主机需要将前两个 IP 数据报的 TCP 数据字段拼接起来，再加上最后一个 IP 数据报的TCP 数据字段，组成完整的 TCP 报文段。
Q50¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
常见的 ICMP 差错报告报文有终点不可达、时间超过、参数问题和改变路由(重定向)4 种。当路由器或主机不能交付数据报时，就向源点发送终点不可达报文。
A 选项错误。当路由器收到生存时间(TTL)字段为 0 的数据报时，除丢弃该数据报外，还要向源点发送时间超过报文，即ICMP 超时消息。
B 选项正确。当路由器或目的主机收到的数据报的首部中有的字段的值不正确时，就丢弃该数据报，并向源点发送参数问题报文。
C 选项错误。路由器把改变路由报文发送给主机，让主机知道下次应将数据报发送给另外的路由器(可通过更好的路由)。
D 选项错误。
Q51¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
在采用双协议栈时，在 IPv4 数据报和 IPv6 数据报之间的转换时，IPv6 数据报的如流标号无法对应到 IPv4 数据报中的任一字段，因此会丢失，故 I 正确。IPv6 基本首部中的有效载荷长度字段指明了紧跟在 40 字节基本首部之后的所有内容的总长度，这包括了所有的扩展首部以及上层协议数据单元（PDU），故Ⅱ错误。IPv6 基本首部包含一个“下一个首部”字段，用于指明第一个扩展首部的类型或上层 PDU 的类型。如果存在扩展首部，则每个扩展首部内部也包含一个“下一个首部”字段，指向下一个扩展首部或最终的上层 PDU。因此，通过扩展首部这个机制以及其中的“下一个首部”字段，最终可以指明数据报搭载的是何种协议数据单元 PDU，故Ⅲ错误。解决 IPv4 地址耗尽的问题是设计 IPv6 的最根本动机，IPv6 地址长度为 128 位，足以在可预见的未来为全球所有设备提供唯一的 IP 地址，从而根本性地解决了 IPv4 地址耗尽的问题。
Q52¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
IPv6 路由器接收到超出下一跳链路 MTU 的 IPv6 数据报时，会丢弃该数据包，并向源主机发送一个 ICMPv6 差错报文。该报文中会包含下一跳链路的 MTU 值，以便源主机 A 可以据此调整后续发送的数据包大小。
Q53¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
在使用零压缩时，可以使用双冒号“::”对相继的 0 值域进行缩写，而选项 B 并没有采用，故错误。双冒号“::”在一个地址中只能出现一次，故 C 错误。原 IPv6 地址中存在两段相继的 0 值域，第一段：在 2001 和 ABCD 之间，有 2 个 0 段。第二段：在 ABCD 和 0001 之间，有 3 个 0段。为了达到最优的缩写效果，应该压缩更长的那一段，即后面的 3 个 0 段。因此，最优的缩写形式是2001:0:0:ABCD::1，D 错误，A 正确。
Q54¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
一个完整的 IPv6 地址由 8 个 16 比特的段组成，总共 128 比特。IPv6 地址FE80::CE82:8 中，::前面有 1 个段(FE80)，后面有 2 个段(CE82 和 8)。因此，::代表的 0 段数量是 5 个。每个段是 16 比特，所以::代表的比特数是 5*16=80 比特。
Q55¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
IPv6 的地址是 128 位，表示将 128 位分成 8 段，每段有 16 个二进制位。IPv6 使用冒号十六进制记法，把每个 16 位的值用十六进制表示，各值之间用冒号分隔。在十六进制记法中，允许把数字前面的 0 省略。也允许零压缩，即一连串的 0 可以用一对冒号取代。
Q56¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
ARP 协议是专门用于解析 IPv4 地址到 MAC 地址的。在 IPv6 的环境中，ARP 协议不再被使用。IPv6 设计了一套全新的机制来替代它，即利用 ICMPv6 报文中的邻居请求和邻居通告报文来完成地址解析的功能，故 C 错误。
Q57¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
动态路由选择与静态路由选择最主要的区别在于动态路由选择使用路由选择协议去自动发现并维护路由信息，而静态路由选择使用手动配置的路由信息。
Q58¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
BGP (边界网关协议)在不同的 AS 之间交换路由信息，属于域间路由选择协议。IGP 是内部网关协议这一类别的总称，而不是一个具体的协议名称。OSPF (开放最短路径优先协议)是一种典型的链路状态路由协议，它工作在 AS 内部，属于 IGP。RIP (路由信息协议)是一种经典的距离向量路由协议，同样工作在 AS 内部，属于 IGP，通常用于规模较小的网络。
Q59¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
RIP 相关报文使用运输层的用户数据报协议 UDP 进行封装，使用的 UDP 端口号为 520，故 A 错误。当存在多条到达同一目的网络的路由时，路由器会全部保存，不同下一跳且 RIP 距离相等，可用于等价负载均衡，故 B 错误。RIP 协议实现简单，路由器开销小，但是限制了最大 RIP 距离为15，限制了使用RIP的自治系统AS的规模，OSPF协议更适合路由器较多的网络，故C错误。RIP协议采用周期性交换，但是当网络拓扑发生变化时，路由器需要及时向邻居路由器通告，这是 RIP 协议的触发更新机制，故 D 正确。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q60¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
R1 收到来自 R2 的更新报文后，会先将报文内距离向量的下一跳更改为 R2，跳数加1（即变为
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q61¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
只有当 R1 从另一个邻居（比如 R3）收到一条成本更高的路径时，它才会因为路由成本更高而忽略它。但对于来自当前下一跳的更新，必须接受。因此 R1 收到 R2 关于网络 N 的路由信息，会将原路由表中信息更新。
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Q62¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
R2 和网络 N1 直连，因此 R2 自己的路由表中关于 N1 的条目是
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Q63¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
将 B 的每一个距离矢量+1，将 C 的每一个距离矢量+3，取他们的最小值，除了到达自己本身的开销为 0。结果是（0，1，2，4）。
Q64¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
路由器 B 在收到邻居 A 的 RIP 更新报文后，会将其中的每一条路由与自己的路由表进行比较。首先，B 的路由表中没有网络 N1 的条目，因此会从 A 学习并新增该路由（距离为5+1=6），此时 B 的路由表总数变为 5 条。接着，对于已有条目，B 会进行判断：到达网络 N4 的新路径（距离 3+1=4）比原路径（距离 5）更优，因此会更新该条目；到达网络 N2 的新路径（距离 7+1=8）虽然比原路径（距离 2）更差，但由于原路径的下一跳就是 A，B 必须接受来自 A 的更新；而到达网络N3 的新路径（距离 8+1=9）劣于 B 当前已有的更优路径（距离 4），故不更新。因此，最终 B 的路由表总条目数为 5，而被更新的原有条目为 N2 和 N4 这两条。
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Q65¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
OSPF 虽然没有使用 TCP，但它在协议内部自己设计了复杂的确认和重传机制，足以保证其链路状态信息的可靠同步。因此，OSPF 是可靠的路由协议，故 D 错误。
Q66¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
OSPF 采用最短路径优先算法计算最优路径，从 Net A 到 Net B 的最优路径是R1-R3-R5-R7，开销是 2+5+7+14+2=30，最小开销的那条。
Q67¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
链路状态协议的核心思想就是，通过泛洪（Flooding）机制，确保同一区域内的所有路由器最终拥有一个完全相同的链路状态数据库（LSDB）。
Q68¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
OSPF规定，任何两个非骨干区域之间的路由信息交换，都必须经过Area0中转，因此所有非骨干区域都必须与骨干区域直接相连，C 正确。
Q69¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
OSPF 协议的分组类型有 5 种：Hello 分组：发现相邻路由器并建立邻居关系，还可保持邻居的可达性；DBD 分组：给出链路状态数据库的摘要信息，供邻居对比自身数据库并找出需要的信息 LSR 分组：请求对方发送特定链路的详细信息；LSU 分组：以洪泛方式发出链路状态通告，响应链路状态请求分组；LSACK 分组：对链路状态更新分组进行确认。Keepalive 报文是 BGP-4 的报文类型，用于发布或撤销网络的可达性信息，即向邻站通告新的网络，或当网络变为不可达时，撤销原来的可达性信息。用来保持与邻居的连接的 OSPF 协议分组为 Hello 分组，故选择 A 选项。
Q70¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
为了获取这些缺失或过时条目的完整详细信息，路由器会发送一个链路状态请求（LSR）分组，明确指出需要哪些 LSA 的详细内容。
Q71¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
OSPF协议通过发送Hello分组来发现和维护邻居关系。为了使同一链路上的所有OSPF 路由器都能接收到这些分组，OSPF 使用组播进行通信。224.0.0.5 是预留给所有 OSPF 路由器的专用组播地址。因此，当一台路由器发送 Hello 分组时，其 IP 头部的目的地址字段会被设置为 224.0.0.5。选项 C 和 D 中的 255.255.255.255 是广播地址，不适用于 OSPF。OSPF 报文是直接封装在 IP 数据报中的，它不使用 TCP 或 UDP 等运输层协议。在 IP 数据报首部中，有一个 8 位的“协议”字段，用于指明其数据部分所承载的是哪种上层协议。根据 IANA 的规定，分配给 OSPF 协议的协议号是 89。选项 B 中的协议号 6 代表 TCP，选项 C 中的 17 代表 UDP，均不正确。
Q72¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
BGP 有四种报文类型：OPEN（打开）、KEEPALIVE（保活）、UPDATE（更新）和 NOTIFICATION（通知）。OPEN 用来与相邻的另一个 BGP 发言人建立关系，使通信初始化。KEEPALIVE 用来周期性地证实邻站的连通性。UPDATE 用来通告某一条路由的信息以及列出要裁撤的多条路由。NOTIFICATION 用来发送检测到的差错。
Q73¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
组播组是一个逻辑上的概念。任何主机，无论其物理位置或 IP 地址如何，只要它通过 IGMP 协议向其本地路由器“声明”自己希望加入某个组播组（例如 224.1.2.3），它就成为了该组的成员。这种成员关系是动态的，主机可以随时加入或离开。
Q74¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
IGMP 协议只工作在本地网络中，用于主机向其直连的路由器加入或离开某个组播组。它不是一个用于在路由器之间传播路由信息的协议，也不是端到端的协议。
Q75¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
IP 多播需要使用两种协议：网际组管理协议 IGMP、多播路由选择协议。
Q76¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
为了减少网络上不必要报文，IGMP 协议规定，当收到通用查询后，该组内的每台主机都会启动一个随机的计时器。第一个计时器到期的主机会发送一个成员关系报告。网络上的其他同组成员在发送自己的报告前，会先侦听网络。一旦它们听到了已有人替本组发出了报告，它们就会取消自己的计时器，不再发送报告。这样，路由器只要收到一个报告，就知道本网段还有成员，从而避免了报告报文的泛滥。
Q77¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
IGMP 是网络层的协议，用于协助 IP 组播。因此，IGMP 报文被直接封装在 IP 数据报中，其 IP 首部的协议字段值为 2。
Q78¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
路由器只关心在其连接的某个网段上，对于某个组播组是否存在至少一个成员。它不关心、也不记录具体是哪几台主机、它们的 IP 地址是什么。只要有一个成员存在，它就向该网段转发。
Q79¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
IP 多播地址低 28 位可任意变化，但是以太网多播 MAC 地址仅 23 位可以任意变化，因此会存在多个IP地址被映射到同一个MAC地址。将IP多播地址映射到MAC多播地址时，MAC多播地址的高 25 位保持不变（前 24 位始终是 01-00-5e，第 25 位始终是 0），低 23 位取 IP 多播地址的低 23 位即可。
Q80¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
IPv4 组播地址到以太网 MAC 地址的映射规则为 MAC 地址的前 3 个字节为 01-00-5E，MAC 地址的第 4 个字节，取 IP 地址的第 2 个字节，并将其最高位置为 0，MAC 地址的第 5 和第 6个字节，直接使用 IP 地址的第 3 和第 4 个字节。
Q81¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
IP 地址中只有后 23 位被映射到 MAC 地址中，而 IP 组播地址有 28 位是可变的（高 4 位 1110 固定），这意味着有 28-23=5 个比特的信息在映射中丢失了。因此，多个（最多 32 个）不同的 IP 组播地址可能会映射到同一个 MAC地址，从而产生冲突。B、C、D 对应IP 地址的后 23 位与225.1.2.3 相同，会导致主机意外接收到发往这些组播组的分组，因此选择 A。
Q82¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
IP 组播模型中，发送者和接收者的角色是分离的。任何主机，无论它自身是否加入了某个组播组，都可以向该组播组的地址发送数据报，故A错误。组播转发树的拓扑结构会因为网络拓扑和组成员关系的变化而变化，是动态的，故 B 错误。IP 组播地址到以太网 MAC 地址的映射不是一一对应的，而是多对一的。MAC 组播地址的前 24 位固定为 01-00-5E，第 25 位为 0，只剩下 23 位可供映射，而 IP 组播地址（D 类）的前 4 位是 1110，后面有 28 位是可变的组标识。映射时，只将 IP 组播地址的后 23 位复制到 MAC 地址的后 23 位。这导致 IP 组播地址中剩下的 5 位信息丢失了。因此，会有32 个不同的 IP 组播地址映射到同一个 MAC 组播地址上，故 D 错误。为了覆盖多播组全部成员，多播转发树可能包含一些中间的路由器。这些路由器本身可能并不直接连接任何该组播组的成员，它们的作用仅仅是作为转发节点，将收到的组播数据报沿着树的下一个分支继续转发下去，故 C 正确。
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Q83¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
封装了 IGMP 成员查询报文的 IP 多播数据报，其目的地址为 224.0.0.1，这是一个特殊的 IP 多播地址，本网络中所有参加多播（无论参加的哪个组）的主机和路由器都会收到该多播数据报。由于 IGMP 仅在本网络内有效，因此封装了 IGMP 报文的 IP 多播数据报，其首部中的生存时间TTL 字段均会被设置为 1，以避免封装了 IGMP 报文的 IP 多播数据报被路由器转发至其他网络。
Q84¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
转交地址是临时的、与位置相关的。当移动节点从一个外地网络移动到另一个外地网络时，它会获得一个新的转交地址，并需要向归属代理重新注册。因此，转交地址是会随着移动节点的漫游而改变的。永不改变的是归属地址。
Q85¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
在移动 IP 中，使用隧道技术将发往移动节点归属地址的数据报转发到其当前的转交地址。隧道技术的本质是一种封装。归属代理收到发往移动节点的原始 IP 数据报后，并不修改它，而是把它看作一个整体的数据块，在其外部再封装上一个新的 IP 首部。
Q86¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
封装后的外部 IP 数据报的目的是将内部的原始数据报从归属代理转发到转交地址。因此，它的源地址是发送方 HA 的地址，目的地址是接收方（外地代理或移动节点自身）的转交地址。而被封装的内部 IP 数据报的源目地址（通信对端 IP、移动节点归属地址）保持不变。
Q87¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
移动 IP 对通信对端是透明的。通信对端像往常一样，只对移动节点的永久归属地址发送数据报，归属代理收到后再转发给移动节点的转交地址，再由移动节点的外地代理转发给移动节点，故 C 错误。
Q88¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
移动 IP 对运输层透明。这意味着 TCP 层在建立连接时，始终使用稳定不变的归属地址作为自己的身份标识。移动节点发送 SYN 报文，IP 层的源地址是归属地址。Web 服务器收到后，会向这个连接的端点回复 SYN+ACK 报文，IP 层的目的地址是移动节点的归属地址。这个报文会被路由到归属代理，再被隧道转发。
Q89¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
当外地代理从 IP 隧道中收到并解封出原 IP 数据报时，会在自己的代理注册表中查找移动主机的永久地址所对应的 MAC 地址，并将该数据报封装到目的地址为该 MAC 地址的帧中发送给移动主机。如果查询路由表，转发给移动节点的永久地址，会导致该 IP 数据报又被发回移动主机的归属网络。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q90¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
路由器的结构分为路由选择部分和分组转发部分，分组转发部分根据转发表将输入端的数据包移至适当的输出端口，包含一组输入端口、一组输出端口以及最核心的交换结构。I 正确;路由器能隔离广播域，其每一个端口都是一个广播域，可控制网络中的广播风暴，Ⅱ正确;路由表是根据路由选择算法计算得到，通过软件来实现的。转发表用于将目的地址映射成输出链路，是基于路由表得到的，III 正确。故选择 D 选项。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q91¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
选项 A 描述错误。IP 路由器队列长度达到某个值得警惕的数值时，也就是网络出现了某些拥塞征兆时，就主动丢弃到达的 IP 数据报来造成发送方的超时重传，进而降低发送方的发送速率，因而有可能减轻网络的拥塞程度，甚至不出现网络拥塞。选项 B 描述正确。将 IPv4 地址与相应的子网掩码进行逐比特的逻辑与运算，就可得到该 IPv4 地址所在子网的网络地址。选项 C 描述错误。默认路由用 0.0.0.0/0 表示，斜线后面的 0 指明网络前缀的长度为 0（相应地址掩码为 0.0.0.0），按最长前缀匹配原则，默认路由的匹配优先级最低。选项 D 描述错误。特定主机路由用某个特定主机的 IP 地址/32 表示，斜线后面的 32 指明
④ 网络前缀的长度为 32 (相应地址掩码为 255.255.255.255)，按最长前缀匹配原则，特定主机路由的匹配优先级最高。
Q92¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
只采用交换机互连，网络性能下降，且网络中存在大量 DHCP 请求和 ARP 请求报文（均为广播），说明出现了广播风暴。而路由器可以抑制广播风暴，因此应当引入路由器对网络进行子网划分。
Q93¶
速对表原值： B
详细解析标注： B
在一个冲突域内，如果两台或多台设备同时发送信号，就会产生冲突。交换机工作在数据链路层，它能根据目的 MAC 地址，将数据帧仅从特定的端口转发出去，而不是像集线器那样向所有端口广播。因此，交换机的每个端口都构成一个独立的冲突域，它能够有效地隔离冲突域。在一个广播域内，任何一台设备发出的广播帧（目的 MAC 地址为 FF-FF-FF-FF-FF-FF）都会被域内所有其他设备接收。当二层交换机收到一个广播帧时，它的标准操作就是向除源端口外的所有端口进行泛洪。因此，交换机本身不能隔离广播域，故选择 B。集线器和中继器既不能隔离冲突域也不能隔离广播域，路由器既可以隔离冲突域又可以隔离广播域。
Q94¶
速对表原值： D
详细解析标注： D
路由器的根本目的就是为了连接不同的 IP 网络（子网）。如果所有主机的 IP 地址都属于同一个子网，它们之间可以通过二层交换机直接通信，根本不需要路由器。正是因为存在多个不同的子网，才需要路由器在它们之间根据 IP 地址进行路由和转发。
Q95¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
路由器是工作在网络层的设备，向网络层以上的层次隐藏下层的具体实现，因此每个局域网的物理层数据链路层和网络层协议可以不同。而路由器不能处理网络层以上的协议数据，因此每个局域网的网络层以上的高层协议必须相同。
Q96¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
主机 A 通过 Wi-Fi 向路由器 R 发送数据。此时，IP 数据报被封装在一个 802.11 格式的帧中。路由器 R 从其无线接口接收到这个 802.11 帧。R 作为路由器，将 802.11 帧的头部和尾部解封装，取出中间的 IP 数据报。然后，它根据 IP 数据报的目的地址（B 的 IP 地址）查找路由表，决定应从其有线以太网接口转发。为了在以太网上传输，R必须将该IP数据报封装成一个以太网II格式的帧。这个新帧的源 MAC 地址是 R 的有线网口 MAC，目的 MAC 地址是服务器 B 的 MAC。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q97¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
路由表的条目来源有多种：通过路由协议动态学习、由管理员手动配置的静态路由、以及与路由器接口直连的直连路由，故A错误。路由器转发分组的依据是转发表，而不是路由协议报文本身，故 B 错误。无论静态路由还是动态路由，最终都需要将路由信息填入路由表中，路由器才能据此进行转发。所谓静态路由，是指路由表中的路由信息是由网络管理员人为设置的，不会因为网络拓扑的变化自行调整，故 D 错误。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q98¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
当主机 H 要向 IP 地址为 8.8.8.8 的节点发送分组时，会首先对比自己的 IP 地址和目的IP地址是否位于同一局域网，主机所在网络的网络号为10.0.0.0，而8.8.8.8的前24位与之不匹配，因此主机 H 会将 IP 分组发送给默认网关，MAC 地址为默认网关的地址，即 10.0.0.1 的 MAC 地址。默认网关收到来自主机 H 的 IP 分组后，会 TTL 减 1、修改源 MAC 地址为自己的 MAC 地址，重新计算机IP 首部校验和，但是不会修改目的 IP 地址。
注意：源 IP 地址为私有地址，所以发往公网时，需要修改源地址为公网地址。
Q99¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
当网络中都没有 ARP 缓存时、H1 和 H2 不在同一子网，H1 不会 ARP 查询 H2 的MAC 地址，而是查询默认网关的 MAC 地址，也就是路由器 R 的 E1 接口 MAC 地址。因此，R 先收到的第一个以太网帧为 H1 发送的 ARP 请求分组，其目的 MAC 地址为 ff-ff-ff-ff-ff-ff。H1 获得路由器的MAC 地址后，把数据帧发送给路由器 R，目的 MAC 地址为 R 的 E1 端口，故 R 收到的第二个 MAC 帧的目的地址为 E1 端口的 MAC 地址，即 01-2a-3b-4c-5d-11，故选择 A 选项。
Q100¶
速对表原值： C
详细解析标注： C
路由器在转发分组时遵循最长前缀匹配原则。目的地址 172.18.10.108 同时匹配路由表中的三条路由：172.18.0.0/20、172.18.10.0/24 和 172.18.10.108/32。由于/32 是最长的前缀，路由器将选择该条目进行转发，其对应的下一跳是 R4。因此，正确答案为 C。此外/32 是一种特殊的子网掩码，它代表该路由表项是特定主机路由，也就是一条精确指向单个 IP 地址的路由，而不是指向一个网络。
原页版面片段（图表、公式或字体缺映射时以此为准）
Q101¶
速对表原值： A
详细解析标注： A
目的地址 192.168.1.100 同时匹配/24、/16 和/0 (默认路由) 三个条目。根据最长前缀匹配原则，/24 是最长的前缀，因此选择接口 Eth0。