计算机网络试卷含答案2.docx

Xx学年电信系计算机网络考试试卷（A卷）
参考答案
班级 姓名 学号成绩 评分准则：本试卷包括13题，每题10分，请选择其中10题并完成试卷；如果选做题数超 过10题，得分最高的10题将纳入试卷成绩。
一、计算机网络体系结构⑴ 做出ISO/OSI协议参考模型和TCP/IP网络体系结构示意图，并对其异同点进行分析。
⑵ 在ISO/OSI协议参考模型的各层中，所处理的数据单元是什么，所部署的网络设备的主 要功能是什么？
⑴ 做出ISO/OSI协议参考模型和TCP/IP网络体系结构示意图TCP/IP模型，采用层次化画法
ISO/OS1参考模型
应用层
表示层
会话层 传输层 网络层
应用层
传输层
网络层
网际接口层
TCP/IP模型，采用非层次化画法

Application
TCP UDP
数据链路层
物理层
IP
Network两者的共同点：
它们都是基于独立的协议栈的概念，而旦层的功能大体相似。例如，两个模型中，传输层以 及传输层以上的层次都是为通信的进程提供端到端的、与网结无关的传输服务的。
两者的不同点：
■ OSI参考模型是一个抽象的概念，过于复杂而未实用，TCP/IP是事实上的国际标准
■ OSI参考模型采用了七个层次的体系结构，而TCP/IP体系结构分为四层OSI参考模型有严格的分层，而TCP/IP体系结构没有严格的划分层次，应用层可以 之间使用IP
■ OSI参考模型没有规定各层应该采用的协议，而TCP/IP体系结构的协议族呈现沙漏 的形状，IP协议被定义为各种网络中分组交换互联的公共的方法，是整个网络体系 架构的关键点⑶
OSI参考模型中，各层处理数据单元，及其网络设备功能如下:
(c)四个部门，其主机数量需求分别为：
A—45 台，B—90 台，C—35 台，D—22 台如果每个部门一个子网，其所需要的主机数量空间为：
A—45 台W26=64, B—90 台W2’=I28, C—35 台W26=64, D—22 台W2，=32一个C类地址的最多主机数量是256台W 64+128+64+32,因此每个部门划分一个独立的 子网的方案是不可行的。在“各部门内的可用IP地址保持连续”的条件下，可以通过设计 更多的小型子网、一个部门对应多个子网的方法来解决目前问题。一个解决方案是，将B 部门的128台主机的子网拆成64+32的两个子网。
设计五个子网的网络号、掩码如下:
序号
最大主机数量
子网的网络号
子网掩码
1
64
201.42.103.0000 0000
255.255.255.H00 0000
2
64
201.42.103.0100 0000
255.255.255.H00 0000
3
64
2O1.42.1O3.WOO 0000
255.255.255.旦00 0000
4
32
201.42.103.1 KX) 000()
255.255.255.1110 ()00()
5
32
201.42.103.1110 0000
255.255.255.1110 0000

四个部门获得的子网，及其IP地址空间如卜.:
部门 名称
所需主 机数量
最大主 机数量
子网号
子网掩码
IP地址范围
A
45
64

C
35
64

20(). 1.1.64-2()(). 1.1.127
B
90
64

32

D
22
32

十、网络互联：距离向量路由
⑴ 简述RIP协议所采用的距离向量路由(Distance Vector Routing)Kj设计思想，评价其优点 和缺点。
(2)给定如下的网络拓扑图，A到F表示网络节点，链路上数字表示该链路的权值，清给出 节点A经过1次、2次、3次、4次路由信息交换后，基于Bellman-Ford算法测算的到其它 节点的距离向量信息，以及相应的路由表。
— 2
(1)
距离向量路由的核心思想是：每个节点构造一个包含到所有其他节点距离的一个向量， 并将这个向量分发给他的邻节点；邻节点获得信息之后根据Bellman-Ford的方程计算出到 网络中其他节点的最短路径。
简单的说，就是网络中的节点将自己知道的全局拓扑信息告诉自己的邻居。

节点A到其它节点的距离向量
交换路由信息次数
A
B
C
D
E
F
0
0
OO
3
7
OO
OO
1
0
OO
3
7
6
5
2
0
7
3
7
6
5
3
0
7
3
7
6
5
4
()
7
3
7
6
5
节点A的路由表
序号
目的地址
路径权值
下一跳
1
A
0
—
2
B
7
c
3
C
3
c
4
D
7
D
5
E
6
C
6
F
5
C
十一、网络互联：链路状态路由⑴ 简述OSPF协议所采用的链路状态路由(Link State Routing)的设计思想，评价其优点和缺 点。
(2)给定如下的网络拓扑图，A到F表示网络节点，链路上数字表示该链路的权值，清给出 节点A获得了全局链路状态信息后，采用Dijkstra算法测算的到其它节点最短路径的过程， 以及相应的路由表。

(1)
链路状态路由的核心思想是：每个节点都知道怎样到达它的邻节点的链路状态信息，通 过可靠的广播将这些信息通知全网；各节点获得信息之后根据Dijkstra算法测算出到网络中 其他节点的最短路径。
简单的说，就是网络中的节点将自己知道的局部拓扑信息告诉网络中的所有节点。

节点A到其它节点的最短距离节点A的路由表
步骤
证实表
试探表
1
(A,0,-)

2
(A,0,-)
(B,I,B),(C,5,C),(D,2,D)
3
(A,0,-),(B,l,B)
(C,5,C), (D,2,D)
4
(A,0,-),(B,l,B)
(C.4,B), (D,2,D)
5
(A,0,-),(B,l,B),(D,2,D)
(C,4,B)
6
(A,0,-),(B』,B),(D,2,D)
(C,4,B), (E,3,D)
7
(A,0,-), (B,1,B),(D,2,D)
(E,3,D)
(C,4,B)
8
(A,0,-),(B』,B),(D,2,D)
(E,3,D)
(C,4,B), (F,5,D)
9
(A,0,-),(B,l,B),(D,2,D)
(E,3,D), (C,4,B)
(F,5,D)
10
(A,0,-), (B,I,B), (D,2,D) (E,3,D),(C,4,B), (F,5,D)

序号
目的地址
路径权值
下一跳
1
B
1
直达
2
C
4
B
3
D
2
直达
4
E
3
D
5
F
5
D
I•二、端到端协议：TCP协议如何区别两台主机之间的不同的TCP连接？当应用程序使用面向连接的TCP和无连接 的IP时，这种传输是面向连接的还是无连接的？
(1) 作出两台主机之间建立TCP连接的时序图，举例说明如果采用两次握手会导致什么情 况。
(1)两台主机之间的不同的TCP连接用端口(port)来区分。
在传输层，这种传输是面向连接的；在网络层，这种传输是无连接的。
⑵建立TCP连接的时序图如下:
(server)
Active participant (client)三次握手完成两个功能，一是让双方做好发送数据的准备工作，二是让双方就初始序列号进 行确认。如果把三次握手改为两次握手，假定A给B发送一个请求建立连接，B回复A — 个确认ACK。A虽然可以发送分组，但是B不知道A是否己经准备好，也不知道A发送的 序列号。因此传输有可能失败。
I •三、端到端协议：TCP拥塞控制TCP的流量控制(Flow control)和拥塞控制(Congestion control)有什么异同点? TCP的“慢 启动”(Slow siari)的“慢”是相对什么情况而言的？
(1) 假设有一个TCP的扩展协议运行在IGbps的网络上，RTT是100ms, TCP接收窗口大 小为1MB, TCP分组大小1KB,从慢启动开始，到发送窗II达到2MB时用了多少RTT?
⑶同⑵的条件，如果在该网络上传输10MB文件，需要多少时间？
(1)
TCP的流量控制和拥塞控制的区别是：流量控制是为了避免接收方存储单元Buffer的 溢出，发送方根据接收方的请求，降低或者提高发送速率；拥塞控制是为了避免网络中间路 由器存储单位Buffer的溢出，发送方根据检测到的丢包情况，降低或者提高发送速率的过 程。两者的目标不一样，检测机制不一样。
TCP的流量控制和拥塞控制的相同点是：都采用基于窗I I的方式控制发送方的流速率, 流量控制采用TCP首部里面的通知窗口传递流控信息、发送方相应的调整发送窗口的大小, 拥塞控制要求TCP发送方检测分组的超时或者3ACK现象并调整发送窗I I的大小.
TCP拥塞控制的“慢启动”是相对流量控制而言的。在历史上，TCP的流量控制功能 被先设计出来，TCP发送端缺省的发送窗口就是接收方反馈的通知窗口的大小。TCP的拥 塞控制的研究中，提出TCP发送窗口大小不能一开始就达到最大值，应该从1开始逐步增 加，以避免产生突发流量。尽管TCP的拥塞窗口增加是指数增长的，但是比起立即发送整 个通知窗口的数据量而言，要“慢”很多。
⑵TCP发送窗口应该取通知窗口和拥塞窗口的最小值，min (CongestionWindow, Advertized Window)。在本题中，由于带宽时延积较大，可以暂不考虑TCP接受窗II、通知窗I I的限制 问题，即发送窗口仅考虑拥塞窗口的控制。
在慢启动阶段，假设经过第i个RTT,则发送窗口增加到2，*IKB,为了使得发送窗口达到 2MB,所需要的 RTT 个数为 i = log2(2MB/lKB) = log2(2") =11.
发送窗口的最大值收到带宽时延积的限制，最大为1G bps * 100ms = 100 *106 bit = 11.92MB,因此10MB文件的传输不会触发网络的分组去弃机制，可以在慢启动阶段完成。 假设需要x个RTT完成文件的传输，则(1 +2 + 4+ ... + 2')* 1KB> 10MB
2*2X - 1 > 10* 1024
x>log2(10241)- 1 = 12.3
所需要的RTT个数为x=l3.
模型层次
数据单元
网络设备
设备功能
应用层
消息 message
网关 gateway
实现高层协议转换
表不层
消息 message
网关 gateway
实现高层协议转换
会话层
消息 message
网关 gateway
实现高层协议转换
传输层
报文段segment
网关 gateway
实现高层协议转换
网络层
分组 packet/datagram
路由器router
路由转发
数据链路层
帧 frame
交换机switch 网桥 bridge
分组交换
物理层
比特bit
中继器repeater 集线器hub
放大信号
二、在计算机网络领域中有很多重要的系统设计原则，试从下列原则中选取三个，结合案例 论述其含义
1) 沙漏(或称细腰型)的网络体系结构(Hourglass/narrow waist network architecture model)边缘复杂核心简单的网络功能划分(Complex edge and simple core)
2) 尽力服务的服务模型(Best-effort service model)聪明发送方与笨拙接收方的TCP协议设计(Smart sender/dumb receiver)
3) 简单和愚蠢的以太网设计理念(KISS: Keep 1( Simple and Stupid)沙漏(或称细腰型)的I阿络体系结构(Hourglass/narrow waist network architecture model) 沙漏模型表示网络体系结构的协议栈形如细腰，其中间部分采用了代表最小的、经过精 心挑选的通用功能集，它允许高层应用和低层通信技术并存。
符合该模型的网络体系结构案例有TCP/IPo IP协议可以为各种各样的应用提供服务(所 谓的Everything over IP),同时也可以运行到各式各样的网络上(所谓的IP over everything)» 正因为如此，互联网才发展到今天的这种全球的规模。
⑵ 边缘复杂核心简单的网络功能划分(Complex edge and simple core)
“边缘复杂核心简单"的含义：在网络边缘的主机的实现较为复杂、支持很多功能，而 网络的节点的实现则比较简单、只实现较为简单的功能。网络负责实现基础的连接功能，复 杂的网络功能留待网络边缘的主机来解决。
符合该模型的例子有分组交换网络，其网络中的节点仅仅转发分组，实现尽可能简单， 而终端主机承担更多的任务。让主机负责端到端的可靠性不但没有给主机增加更多的负担， 反而能够使更多的应用在简单的网络上运行。不符合该模型的例子是电话交换网络，其终端 设备电话的功能很简单，而网络中的节点电话交换机很复杂。
另外-个符合该模型的例了，但是教学内容没有涉及到的就是基于区分服务(DiffSei-v) 的网络服务质量模型。
⑶ 尽力服务的服务模型(Best-effort service model)
“尽力服务”的含义：网络尽力把报文送到其月的地。如果出现分组错误、丢失等情况, 网络什么也不做。尽力服务提供的是一种不可靠的传输服务。
符合该模型的案例是IP服务模型。IP数据报在网络中以无连接方式发送分组，尽力的 无连接的服务是互联网能够提供的最为简单的服务，有利于保持路由器设计的简单。
⑷ 聪明发送方与笨拙接收方的TCP协议设i|' ( Smart sender/dumb receiver)
“聪明发送方与笨拙接收方”的含义：接收方的设计尽可能简单，只响应从发送方来的 报文，而不主动发起任何活动。
符合该模型的案例包括TCP流量控制机制。在流量控制过程中，发送方可能接收到大小 为0的通知窗口信息；此后，接收方不主动通过ACK告知发送方窗口的变化，而由发送方 定期通过发送只有IByte的报文段触发接收方的响应，从而获得关于通知窗口的变化。
(5)简单和愚蠢的以太网设计理念(KISS: Keep It Simple and Stupid)
“简单和愚蠢”原则的含义：很多系统在最简单设计情况下会工作得更加有效，因此保 持系统设计的简单成为了一个设计系统的核心原则，设计人员应该尽量避免系统设计过程中 的复杂性。
符合该原则的案例就是以太网Ethernet的设计。以太网的设计过程中没有以复杂度追求 高性能(例如同时代的令牌环网)，而将寻址、MAC协议等的设计得尽可能简单，强调集线 器、交换机、网卡等设备的即插即用特征。由于以太网简单的设计结构，既方便了网络的部 署、维护和升级，又为硬件厂商预留了足够的改进空间，因此成为发展最为成功的局域网技 术。
三、直接连接的网络：可靠传输有人认为，只要接收方对每个收到的报文都有ACK回复，就可以实现可靠传输。这种 观点对不对，为什么？
(1) 设卫星链路的数据率为1Mbps,单程传播时延为1.25sec,每帧携带2000bit数据。忽略 误码率、确认帧长和处理时间，请问停止等待协议的信道利用率是多少？
(2) 在(2)的条件下，设计一个滑动窗口连续ARQ协议，为了达到该链路的带宽时延积，窗 口大小需要多少帧，相应的窗口序号Seq需要多少bit来表示？
(1) 观点不对
最简单的可靠传输(ReliableTransmission)至少需要两个要素，除了接收方对每个收到的 报文都有ACK回复以外，还需要定时器，这样才能触发重传。例如，停止等待的ARQ协 议。
(2) 信道利用率为实际吞吐量与信道容量的比值。
停止等待协议每个RTT只能发送一个报文，其发送时延为：
2 k bit / 1 Mbps = 0.002 sec.
该卫星链路的RTT为：
2 * 1.25 sec = 2.5 sec因此其实际吞吐量为：
2 k bit / 2.502 sec = 0.799 k bps 或者 0.8 kbps而卫星链路的数据率为1Mbps,因此信道利用率为：
0.799 kbps / I Mbps = 0.08%窗口大小设计是为了达到该链路的带宽时延积 该卫星链路的带宽时延积为：
1 Mbps * 2 * 1.25scc = 2.5 M bits因此滑动窗口的大小为：
2.5 Mbit / 2 kbits = 1250如果滑动窗口的接收窗口为1,则需要llbil表达；
如果滑动窗口的接收窗口与发送窗口 -样大，滑动窗口的序号空间应该为窗口大小的两倍, 序号空间应该达到250(),因为2048=2"<25()()<212=4()96,所以序号需要12位bit表达四、直接连接的网络：动态介质接入MAC
(1) 简述CSMA/CD算法，物理传播时延对载波侦听CS有什么影响？
(2) 假定1km长的CSMA/CD网络的数据率为100Mbps,设信号在网络上的传播速率是 200000km/s,求能够用此协议的最短帧长。
(1)
CSMA/CD 算法全称是 Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection,中文名为载 波监听多点接入/碰撞检测算法。其基本思路是：每个站点在发送数据之前先要检测一下总 线上是否有其他的计算机在发送数据，如果有，则暂时不要发送数据，以免发生碰撞。
物理传播时延对载波侦听CS的结果有影响。因为电磁波在线缆上是以有限的速率传送 的，当某个站点监听到线缆空闲时，有可能只是没有收到另外一个站点的信号而己。为此， 需要设计是—个争用期(Contention period)或者碰撞窗口(Collision window),该争用期即为线 缆端到端往返时延，如果争用期这段时间内信道空闲，则载波侦听的信道空闲结果就是可信 的o IEEE 802.3 Ethernet以太网规范中实现了 CSMA/CD算法，其争用期设计为51.2卜,并 且采用二进制指数退避算法来控制各站点的等待时间。
⑵由于CSMA/CD网络检测到冲突就会停止发送，会产生长度小于一定值的无效帧，因此该网 络的最短帧长，就是能够大于因碰撞异常中止发送的数据块大小。
该网络的争用期为：
2*(1 km / 2 * 10五、分组交换网络：数据报和虚电路
请比较数据报和虚电路这两种服务的优缺点。
假设在源站点、目的站点之间有3条点对点的链路和2台交换机。假设每条链路的传播
时延为2ms,带宽为4Mbps。将n字节的文件分成1KB的分组进行传输。假设每个分组有
24Byte的首部和lOOOByte的有效载荷，每个交换机对分组进行存储转发时会引起1ms的延
退。假设分组可以被连续发送无需确认。采用数据报服务时，请作出相应的时序图，并且计 算整个文件到达目的地的总时延。
⑶ 在⑵的条件下，改用虚电路服务。建立虚电路的过程，需要源站点向目的站点发送1KB 的信令报文，目的站点向源站点回复确认1KB的信令报文。假设交换机不会对电路交换的
km/s) = 10、sec 争用期内能发送的最大数据块为：
100 Mbps * 1 O' sec = 1000 bit = 125 byte数据带来延退。采用虚电路服务时，请作出相应的时序图，并且计算整个文件到达目的地的 总时延。
(1)从以下儿个角度分析虚电路和数据报的优缺点，或者是主要的区别:

虚电路
数据报
思路
虚电路服务是面向连接的，提供可 靠的端到端数据传输；可靠通信应 该由网络来保证
数据报服务是面向无连接的，提 供面向无连接的、不可靠的数据 传输；可靠通信应该由用户主机 来保证
连接的建立
必须建立连接
不需要建立连接
目的站地址
目的站地址仅在连接建立阶段使 用，每个分组使用短的虚电路号； 使得分组的控制信息部分的比特 数减少，减少了额外的开销
每个分组都要有目的站的全地址
分组的转发
属于同一个虚电路的分组总是按 照同一路由进行转发
每个分组独立选择路由进行转 发，当某个节点发生故障时，后 续的分组可以另选路由，因而提 高了通信的可靠性
节点出现故障时 的情况
当节点发生故障时，所有通过出故 障的节点的虚电路均不能工作
当网络发生故障时，出故障的节 点可能会丢弃分组，一些路由可 能会发生变化
分组到达的顺序
保证分组总是按照发送顺序到达 目的站，且不丢失、不重复
到达目的站时不一定要按发送顺 序，传输中分组可能丢失和重复
端到端的差错控 制和流量控制
可以由分组交换网负责，也可以由 用户机负责
只由主机负责
适用场合
适用于通信信息量大、速率要求 高、传输可靠性要求高的场合
服务的灵活性好，适用F传输可 靠性要求不高、通信子网负载不 均衡、需要选择最佳路径的场合
(2)
总时延
D = Delay_at_Switch * Switch_Num + Delay_at_last_hop
=(Tp + Tpkt +TS)*2 + (TP + Tt) = Tpkt * 2 + Tp * 3 + Ts * 2 + Tt其中，Tpkt=Packet_Size/ Bandwidth = 1 KB /4Mbps = 1024 *8 / (4 * 106) = 2.048 ms
Tp = 2 ms, Ts = 1 ms, Tt = 1.024 * n B / 4Mbps所以,D = 2.048 *2 + 2*3+ 1 *2+ 1.024 * n B / 4Mbps
=12.10 ms + 1.024 * n B/4 Mbps数据报传输的时序图见后图
src

src
SI
S2
dst
虚电路传输的时序图
srcSIS2dst
总时延
D = Singling_Dclay + Transmission_Dclay
=2 * Packet_Duration + Transmission_Delay
=2* (Tpk( * 2 + Tp * 3 + Ts * 2 + TpG + (Tp * 3 + Tt) 其中,Tpkt = 2.048 ms, Tp = 2 ms, Ts = I ms, Tt = n B / 4Mbps
= Tpki*6 + Tp*9 + Ts*4 + Tt所以,D = 2.048 * 6 + 2 * 9 + 1 * 4 + n B /4Mbps
=34.29 ms + n B/4Mbps六、局域网扩展
现有五个站点分别连接在三个局域网上，并且通过两个透明网桥连接起来，如图所示。初始
喘口 2
湖口2
MAC1
MAC2
MAC3
MAC4
MAC5
情况下，两个网桥中的转发表均为空。其后以下各站向其他的站点发送了数据帧，即H1发 送给H5, H3发送给H2, H4发送给H3, H2发送给H1。试填写下面的转发表格，并分析 网桥工作原理。

发送的帧
网桥I的转发表
网桥2的转发表
网桥1的处理 （转发/丢弃/登记）
网桥2的处理 （转发/丢弃/登记）
站地址
端口
站地址
端口
H1->H5

H3->H2

H4->H3

H2->H1

网桥的工作原理是：如果网络现在能够从端I I x收到从源地址A发来的帧，那么以后就可以从端口 x将一个帧转发到目的地址A。 下面表格描述学习网桥的学习过程：
发送的帧
网桥1的转发表
网桥2的转发表
网桥1的处理 （转发/丢弃/登记）
网桥2的处理 （转发/丢弃/登记）
站地址
端口
站地址
端口
H1->H5
MAC1
1
MAC1
1
转发，登记
转发，登记
H3->H2
MAC3
2
MAC3
1
转发，登记
转发，登记
H4->H3
MAC4
2
MAC4
2
登记，丢弃
转发，登记
H2->H1
MAC2
1
/
/
登记，丢弃
接收不到
七、分组交换网络：交换式以太网
假设在一个以太网A中，I个服务器和N个客户机用IOMbps以太网集线器互联，⑴如果用•个10Mbps的以太网交换机替换掉A网络的集线器，A网络的客户机到服务器 的通信带宽有什么变化？
（2）如果以太网A原先采用的是令牌环网的集线器，现在用以太网交换机后，A网络的客户 机到服务器的通信带宽有什么变化？
（3）以太网交换机、集线器有什么区别？
(I)10 Mbps以太网集线器情形下，客户机到服务器的通信带宽为IO/(N+l)Mbps
10 Mbps以太网交换机情形下，客户机到服务器的通信带宽为10/N Mbps 通信带宽的变化为10/(N*(N+l)) Mbps(2)
与(1)相同⑶
以太网交换机和集线器的区别：
•集线器工作在物理层，作用是增强信号强度，并无转发功能；交换机工作在数据链路层, 可以根据MAC地址对数据帧进行转发•基于集线器的以太网是共享介质网络，各节点通过CSMA/CD机制竞争带宽；基于交换 机的以太网是独享介质网络，各通信节点对可以独占总带宽
• 集线器可以用于扩展以太网网段，但是受到物理传输的限制，例如2500米和4个集线 器；交换机扩展以太网网段时，没有类似的限制，无需额外附置八、网络互联：路由器
下图表示计算机HI和计算机H2通过儿台路由器相连的，清给出每个路由器的路由表(考 虑每个网络中未划分子网)。假设有一数据报需要从计算机H1发送到计算机H2,描述每一 个路由器内部的分组转发过程，并用图示方法描述该数据报的目的和源MAC地址以及IP 地址在传输过程中出现的变化。

主机H]主机志
RI的路由表
序号
目的地址
下一跳
1

接口 HA3
2

接口 HA4
3

R2
R2的路由表
序号
目的地址
下一跳
1

RI
2

接口 HA5
3

接口 HA6
数据报传送的过程
序号
过程
源IP
目的IP
源MAC
目的MAC
1
从H1到R1

HA1
HA3
2
从RI到R2

HA4
HA5
3
从R2到H2

HA6
HA2
九、网络互联：IP地址
(1)试说明IP地址和MAC硬件地址的区别。为什么要使用这两种不同的地址？
⑵一个单位有一个C类网络。考虑到共有四个部门，准备划分子网。这四个部 门内的主机数目分别是：A—40台，B—85台，C—30台，D—17台。给出一种可能的子网 掩码安排来完成划分任务，满足各部门内的可用IP地址保持连续。
(2) 在(2)的条件下，如果各部门主机数目均新增5台，乂该如何安排，满足各部门内的可用 IP地址保持连续。
(a)
使用物理地址和IP地址是因为两个地址的作用不一样。IP地址在IP数据报的首部，硬 件地址在数据链路层的MAC帧的首部。在网络层及其以上寻址用的是IP地址，在链路层 及其以下寻址用的是硬件地址。在互联网的路由器中，根据目的站点的IP地址进行选路。 在具体的物理网络中，IP数据报被封装在MAC帧里面，同•个1P数据报通过不同物理网 络时，其MAC地址根据下一跳路由器的接口地址而不同。
(b)四个部门，其主机数量需求分别为：
A—40 台，B—85 台，C—30 台，D—17 台如果每个部门一个子网，其所需要的主机数量空间为：
A—40 台《26=64, B—85 台 W2，=128, C—30 台 W25=32, D—17 台《25=32一个C类地址的最多主机数量是256台2 64+128+32+32,因此每个部门划分一个独立的 子网是可行的。
设计四个子网的网络号、掩码如下:
序号
最大主机数量
子网的网络号
子网掩码
1
128
201.42.103.0(X)0 (X)(X)
255.255.255J0(X) 0(X)0
2
64
201.42.103.1000 0000
255.255.255.1100 0000
3
32
201.42.103.1100 0000
255.255.255.1HO 0000
4
32
201.42.103.1110 0000
255.255.255.1H0 0000
四个部门获得的子网，及其IP地址空间如下:
部门 名称
所需主机 数量
最大主 机数量
子网号
子网掩码
IP地址范围
B
85
128

A
40
64

C
30
32

D
17
32

20(). 1.1.224 - 200.1.1.255