原视频：BV18S42197eG

计算机网络概述

【17题】

链路的带宽=$\frac{分组长度}{传播时延=发送时延}$

【18题】甘特图

甘特图的思想：分组交换网
分组交换方式 分类 :
① 数据报方式 : 为 网络层 提供 无连接服务 ;
② 虚电路方式 : 为 网络层 提供 连接服务 ;

网络中的时延包括发送时延、传播时延、处理时延和排队时延

使用【甘特图】进行计算分组1在链路1发送时延，处理时延和链路2上发送时延。然后继续推算分组2的时延。这里不计算链路上的传播时延，如果计算的话直接加就行。

【19题】甘特图

【20题】

报文发送计算整个报文的发送时延，分组计算先计算有几个分组，分组的发送时延，再根据甘特图进行推算。

【21题】

【奈氏准则与香农公式】
限制码元在信道上传输速率的因素有两个

• 信道能够通过的频率范围
• 信噪比
  [奈氏准则]：为了避免码间串扰，码元传输速率的上限值，无噪声
  理想低通信道的最高码元传输速率 = 2W Baud
  [香农公式]$C=Wlo{g}_2(1+S/N)$
  信噪比 = $10lo{g}_{10}(S/N)$，（单位：dB（分贝））
• S：信号的平均功率
• N：噪声的平均功率
• 信噪比越大，说明混在信号里的噪声越小，声音回放的音质量越高。噪声存在于所有的电子设备和通信信道中，它是随机产生的
  香农公式表明：
• 信道的带宽或信道的信噪比越大，则信息的极限传输速率就越高
• 只要信息传输速率低于信道的极限信息传输速率，就一定可以找到某种办法来实现无差错的传输
• 若信道带宽W或信噪比S/N没有上限，则信道的极限信息传输速率C也就没有上限
• 实际信道上能够达到的信息传输速率要比香农的极限传输速率低不少
  
  ①首先已知最大数据传输速率48Mb/s（1码元的），
  ②根据公式获得1bit时对应的“最大数据传输速率”（2*W【带宽】）
  ①/②得到1码元对应比特信息=6(比特率是波特率的6倍)
  码元和比特的换算关系$lo{g}_{2}V=6$
  得到$V=2^6$

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通信基础

【14】求最大传输速率使用两个公式

信噪比（dB）=10log10(S/N) 数值等价
信噪比=信号的平均功率/噪声的平均功率，常记为S/N，并用分贝（dB）作为度量单位
题目给出的是比值，故直接用S/N

首先根据香农公式进行计算，然后根据奈氏准则进行计算，2W=8k个码元，【由于使用的是二进制信号，故一个码元只能传输1bit的信息。】

【27】

【28】

【29】差分曼彻斯特

【30】

[21]重点 p14 通信基础T31

流量控制与可靠传输机制

T21 选择重传协议

【keyword】

1. 选择重传协议
2. 发送窗口内还有未发送的帧
3. 未发生超时（不重传，只有发生超时的时候才重传）

【选择重传协议和GBN（后退N协议）】

[GBN]:

1. 上层调用
   上层要发送数据时，发送方先检査发送窗口是否已满，

• 如果未满，则产生一个帧并将其发送；
• 如果窗口已满，发送方只需将数据返回给上层，暗示上层窗口已满。上层等一会再发送。（实际实现中，发送方可以缓存这些媺据，窗口不满时再发送帧）。

2. 累计确认 收到了一个ACK
   GBN协议中，对n号帧的确认采用累积确认的方式，标明接收方已经收到n号帧和它之前的全部帧。
3. 超时事件
   协议的名字为后退N帧/回退N帧，来源于出现丢失和时延过长帧时发送方的行为。就像在停等协议中一样，定时器将再次用于恢复数据帧或确认帧的丢失。如果岀现超时，发送方重传所有已发送但未被确认的帧。

• 正确时：如果正确收到n号帧，并且按序，那么接收方为n帧发送一个ACK，并将该帧中的数据部分交付给上层。
• 非正确时：其余情况都丢弃帧，并为最近按序接收的帧重新发送ACK.接收方无需缓存仼何失序帧，【只需要维护一个信息： expectedseqnum（下一个按序接收的帧序)】

滑动窗口长度
若采用n个比特对帧编号，那么发送窗口的尺寸W应满足$1\le W_T\le 2^n-1$. 因为发送窗口尺寸过大，就会使得接收方无法区别新帧和旧帧
GBN 协议重点总结

1. 累积确认（偶尔捎带确认）
2. 接收方只按顺序接收帧，不按序无情丢弃
3. 确认序列号最大的、按序到达的帧
4. 发送窗口最大为$2^n-1$，接收窗口大小为1
   

SR

GBN 协议的弊端
累积确认 —> 批量重传
解决办法：设置单个确认，同时加大接受窗口，设置接受缓存，缓存乱序到达的帧。

SR发送方必须响应的三件事
1、上层的调用
从上层收到数据后，SR发送方检査下一个可用于该帧的序号，如果序号位于发送窗口内，则发送数据帧；否则就像GBN一样，要么将数据缓存，要么返回给上层之后再传输。
2、收到了一个ACK
如果收到ACK,加入该帧序号在窗口内，则SR发送方将那个被确认的帧标记为已接收。如果该帧序号是窗口的下界（最左边第一个窗口对应的序号），则窗口向前移动到具有最小序号的未确认帧处。如果窗口移动了，并且有序号在窗口内的未发送帧，则发送这些帧
3、超时事件
每个帧都有自己的定时器，一个超时事件发生后只重传一个帧

SR 接收方要做的事情

• 来者不拒（窗口內的帧）
  SR接收方将确认一个正确接收的帧而不管其是否按序。失序的帧将被缓存，并返回给发送方一个该帧的确认帧【收谁确认谁】，直到所有帧（即序号更小的帧）皆被收到为止，这时才可以将一批帧按序交付给上层，然后向前移动滑动窗口。

• 如果收到了窗口序号外（小于窗口下界）的帧，就返回一个ACK其他情况，就忽略该帧。
  
  
  SR 协议总结
  1、对数据逐一确认，收一个确认一个
  2、只重传出错帧
  3、接收方有缓存

[22]

[24]***⭐

发送周期2t+540ms 发送时延*2+单向传播时延*2
忽略确认帧的发送周期=发送时延+单向传播时延*2

发送窗口发送全部帧的时长(2^x-1)*t
这里发送窗口发送全部帧的时长必须大于发送周期
列出式子算出最大值

【25】

发送发送窗口中所有的数据帧需要80ms
而一个发送周期（100ms+t1）远大于此
信道利用率没办法达到100%

【26】

【27】

【28】

发送窗口和接收窗口关系⭐

[29]

[30]

GBN协议窗口值最大为$2^n-1$
SR协议窗口值最大为$2^{n-1}$
算出SR窗口值为4，GBN窗口值为8

介质访问控制

T7 纯ALOHA

[37] CSMA/CD

适配器在发送数据过程中持续侦听信道，侦听是持续到发送结束的。
如果数据帧过小，使得在碰撞发生之前侦听就已经停止，那么就无法检测到碰撞，误以为数据包已经发送成功。
显然，数据帧的大小需要足够大，才能保证如果发生冲突，发送方一定能侦测到。
$$最小帧长=争用期\times 传输速率$$

信号传播延迟趋近0时，信道利用率趋近100%

【38】以太网

以太网最短帧长【64B】=争用期x发送速率 5.12微妙
争用期：两个设备端到端传播时延的两倍
H3->H4：$2.56微秒-(Hub处理时延1.535)=1.03微秒$
1.03微秒*200m/微秒≈205米
发送速率 设备确定了是100Base-T（100Mb/s）

【39】

【40】

B

[41]SIFS DIFS

DIFS（最开始发送，最长）

[42] 二进制指数退避算法

首先确定k=min{重传次数,10}
r={0,1…$2^k-1$}
重发等待最长时间=51.2μs*max®