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1、數(shù)據(jù)與計算機通信課后習題參考答案數(shù)據(jù)與計算機通信課后習題參考答案第2章的參考答案2.1答案：設發(fā)送消息的藍軍為A，另外一個藍軍為B。再設步兵由一頭到量外一頭所用的時間為t，可以定義兩軍的通信協(xié)議如下：（1） A發(fā)送消息后2t時間內(nèi)還滅有收到B的確認，則重發(fā)，直到收到確認。（2） B收到消息后，立即發(fā)送去確認知道不再收到A的消息。（3） 若在中午之前t時刻，A還沒有收到B的確認信息，或者B在中午前的2t時間內(nèi)還繼續(xù)收到A發(fā)來的消息，則第二天進攻。23 答案：（1） 預定 （A）客人（Guest）向主人（Hosts）發(fā)出要Pizza的Request。 （B）主人接受請求，提起電話撥Pizza餅店，

2、在電話中提出預定的種類和數(shù)量。 （C）Pizza店的外賣服務生(Order Clerk)填好訂單，然后傳送給Pizza Cook。完成；（2）送貨（A）Pizza Cook將做好的Pizza餅給服務生；（B）服務生在訂單上簽字后送給送貨車司機，司機開車取送貨，沿道路送往訂貨人的地點；（C）送貨車司機到達后，拿出定單和主人交接；（D）主人將送來的Pizza餅再送給客人(Guest)2.4 答案A(1) 中國總理與英文翻譯之間：(a) 中國總理對自己的英文翻譯說中文；(b) 中國翻譯將中文翻譯成英文后給法國總理的英文翻譯；(2) 法國總理與英文翻譯之間(a) 法國總理的英文翻譯接收中國總理的英文翻

3、譯給自己的英文翻譯；(b) 將英文翻譯成法文，然后給法國總理，反之亦然。B 這三者之間要實現(xiàn)一種類似于電信系統(tǒng)中三方通信之類的過程：(1) 中國總理拿起電話，說中文給中文/德文翻譯(2) 德文翻譯把中文翻譯成德文，然后通過電話線傳送給法國總理的德文/法文翻譯(3) 德文/法文翻譯將接收到的德文翻譯成法文(4) 德文/法文翻譯將翻譯過來的法文給法國總理聽27 答案 a在分段情況下，都需要包含N層數(shù)據(jù)首部的拷貝b在組合的情況下，可以用一個N層的數(shù)據(jù)首部組合成單一的N1層PDU。第3章的參考答案31 答案a. 因為多點配置是共享的廣播信道。b.集中方式是一種主從工作方式（可以采用輪詢、排隊、優(yōu)先選擇

4、、令牌環(huán)的標記輪轉或其它策略），優(yōu)點是能夠實現(xiàn)優(yōu)先級、信道流量等控制功能，最主要缺點是如果主站故障，易全網(wǎng)癱瘓。非集中方式也稱分布式方式，可采用類似以太網(wǎng)的爭用或者非主從輪轉等策略，爭用方式的信道分配算法相對復雜，而輪轉方式效率低下。主要優(yōu)點是，任一站點的故障不影響其它站點使用信道，除非它處于不停地向網(wǎng)上發(fā)信息的死循環(huán)狀態(tài)。34 答案 38答案 表示一個方波需要有無限多個強度遞減的高頻成分，這意味著這個方波有無限的帶寬，而在實際中的數(shù)字傳輸系統(tǒng)只能有有限的帶寬，所以必須將該方波的無限帶寬限制在有限帶寬范圍之內(nèi)，也就是說，將帶寬限制在集中了信號絕大多數(shù)能量的范圍之內(nèi)，所以我們通常用作為門限來定義

5、。 另外一個方面，我們也可以看出，方波越窄，象波的幅度降低得越慢，而它得帶寬也就越寬。 另答：表明數(shù)字信號波形具有無限帶寬。 然而，對于實際數(shù)字傳輸系統(tǒng)來說，它不必需要包含無限多個強度遞減的高頻成分的理想方波，圖3.5(b)中的方波頻譜中，從零頻率到該頻域函數(shù)曲線的第一個過零點之間包含了該信號整個能量的90%，因此矩形脈沖信號的帶寬可限制在該區(qū)間內(nèi)。通常信號帶寬定義是其半功帶寬。 半功率帶寬是信號f(t)一個頻率區(qū)間，在該區(qū)間內(nèi)的頻率分量對f(t) 功率的貢獻是整個信號功率的一半。 圖3.5(b)中的方波頻譜中S(f) 為X時所對應的 f 值，是該信號的半功帶寬。311答案abC減少象素 ；

6、減少每秒傳輸?shù)漠嬅鏀?shù)。312答案313答案314答案a. b. 3.15答案 熱噪聲 317答案 319答案 另解：補充作業(yè)： 設采用異步傳輸，1位起始位，2位終止位，1位奇偶位，每一個信號碼源2位，對下述速率，分別求出相應的有效數(shù)據(jù)速率(b/s)： (1)300Baud (2) 600Baud (3) 1200Baud (4) 4800baud答：異步傳輸?shù)臄?shù)據(jù)效率為7/11，而每一個信號碼源2位， ， 所以(1) (2) (3) (4) 第5章的參考答案53答案 E-NRZ的優(yōu)點： （1）增加檢驗比特，使得編碼具有檢錯功能： （2）增加的檢驗比特使得整個8比特字中有奇數(shù)個“1” ，可使直流

7、分量消失； （3）將2、3、6、7比特翻轉，可以實現(xiàn)字同步。 缺點： 增加數(shù)據(jù)冗余，使編碼的復雜度增加。54 答案55 答案56答案57答案 1 1 1 0 0 1 1 0 1 0 注意時鐘的起位置： （見中文書中P131頁）58答案 59答案 錯碼出現(xiàn)在第7比特上，該位的前一個“1”使用負脈沖，所以該字節(jié)應使用正脈沖。511 答案513答案 第6章的參考答案61答案 (a) (b)(c)異步、同步額外開銷不變。 耗時：異步：41.67 10=416.7s 同步：1003.35=335s (d) 耗時：異步： 同步：傳輸幀耗時：65答案 不發(fā)生幀差錯，則81比特總誤差不超過50，即小于50/9

8、5.6%，精確率在95以上。 另解：設能夠容忍的時鐘精確率的百分比為x%， 第7章的參考答案72答案 73答案 75答案 當窗口大小時，信道得利用率為100 711答案 R11010 T1110001111010717答案718答案 問題在于接收方無法通知發(fā)送方是否收到了其補發(fā)的幀719答案 REJ：發(fā)送方重發(fā)第N(R)幀及其后的各幀，接收方丟棄N(R)及其以后的各幀； SREJ：發(fā)送方重發(fā)第N(R)幀，接受方繼續(xù)接收并保存已收到的幀。720答案 假設控制字段長8bit，F(xiàn)CS長16 bit，則在一幀中數(shù)據(jù)比例為 假設該鏈路可用GO-BACK-N差錯控制，則窗口尺寸可達7 數(shù)據(jù)的比特吞吐量為：

9、 724答案根據(jù)題意知窗口序號為3比特，以8為模。因可以連續(xù)發(fā)送6幀，可斷定采用回退N幀ARQ而不是選擇拒絕ARQ。 因是無差錯操作，當發(fā)送的第6幀信息幀的輪詢位置1，從站將給予RR或RNR應答，由于發(fā)送6幀信息前主站的N(S)為3，之后發(fā)送的信息幀的N(S)從4開始，因此，從站返回的N(R)計數(shù)值為2，表示已接收到了4、5、6、7、0和1幀，可以接收的下一幀的序號是2。 N(R)010726 答案該題實際上是問該B/S模式應用究竟是回退N幀ARQ還是選擇拒絕ARQ效率更高？ 回退N幀ARQ會增加網(wǎng)上流量和服務器重傳的信息量，尤其當線路質(zhì)量不好時，服務器發(fā)送的數(shù)據(jù)量會劇增。 選擇拒絕ARQ會使

10、接收和發(fā)送邏輯更復雜一些，尤其會加重服務器接收緩沖的負擔。 WEB服務器因接收信息量小，發(fā)送信息量大，選擇拒絕ARQ的缺點對其影響相對較小，倒是重傳信息量是主要問題。因此選擇拒絕ARQ對減輕WEB服務器負擔可能更好一些。第七章補充作業(yè)：1.若數(shù)據(jù)鏈路的發(fā)送窗口限度（尺寸）為4，在發(fā)送3號幀，并接受2號幀的確認幀后，發(fā)送方還可連續(xù)發(fā)幾幀？請給出可發(fā)幀的序號？2. 兩個相鄰的節(jié)點(A和B)通過后退N幀ARQ協(xié)議通信，幀順序為3位，窗口大小為4。假定A正在發(fā)送，B正在接收，對下面兩種情況說明窗口的位置： A開始發(fā)送之前 A發(fā)送了0，1，2三個幀，而B應答了0，1兩個幀 A發(fā)送了3，4，5三個幀，而B

11、應答了第4幀2.知數(shù)據(jù)幀長1024比特,其中幀頭24比特,數(shù)據(jù)速率500kb/s，線路的傳播延遲為5ms，試計算：采用停等協(xié)議，求最大的信道利用率。設滑動窗口W=2a+1,求窗口至少有多大？第10章的參考答案102答案 a)電路交換中，端對端的時延: 虛電路中，時延為： 數(shù)據(jù)報分組情況下： b)電路交換： 虛電路交換： 數(shù)據(jù)報分組交換：104 答案A)Star: hops = 3 B) Ring: 結點N為奇數(shù)時， 結點N為偶數(shù)時，hops = N2/4(n-1) +1C) Fully Mesh: hops = 2105 答案根據(jù)二叉樹性質(zhì)，第i層節(jié)點數(shù)為2i-1， 設根在樹中的層號是1，最深

12、的層號為n，則二叉樹的節(jié)點總數(shù)為由根到第n層的通路的跳數(shù)為n-1，第n層節(jié)點數(shù)為2n-1，當n很大時，有即有一半的節(jié)點位于第n層。同理，從根到第n-1層的通路為n-2跳，第n-1層節(jié)點數(shù)為2n-2，當n很大時，有因此，由根到各節(jié)點的的通路平均跳數(shù)為每個節(jié)點對之間的通路的平均跳數(shù)是節(jié)點到根的平均跳數(shù)的2倍，即2L=2n-4跳。106答案 Anm為二維數(shù)組,存放圖的帶權的鄰接矩陣：Aij表示結點(i與j)之間的距離；起始點為S=0； 布爾變量ISFinished表示尋找最短路徑計算結束； Lhn表示第h次迭代時各結點到源點的最短距離； Rn一維數(shù)組,記錄結點到源點路徑上的前一個相鄰節(jié)點;當前后兩次

13、迭代的Lh-1n與Lhn不變化時,表示結束。 ISFinished=false; s=0;h=0; for(int i=0;In;i+) if (i!=s) Lhi=; Ri=s; Lhs=0; while (!ISFinished) n+; Lhs=0; for (ini=0;in;i+) temp=;for(int x=0;in;x+) if(Lh-1x+Axi)temp) y=x;temp=Lh-1x+Axi; if(tempLh-1i) Ri=y; Lbi=temp; ISFinished=true; For(int j=0;jn;j+) if(Lh-1j!=Lhj) ISFinish

14、ed=false; /while; 另一種答案： BELLMAN-FORD(G) for each vertex u in V initialize vertex u du := infinity pu := 0 end for ds := 0 for i := 1 to V-1 for each edge (u,v) in Eexamine edge (u,v) if (du + w(u,v) dv) dv := du + w(u,v) pu := u end if end for end for for each edge (u,v) in E if (w(u,v) + du dv) re

15、turn (false, , ) edge (u,v) was not minimized else edge (u,v) was minimized end for return (true, p, d)L_current0 = 0;for (v = 1; v n; v+) L_currentv = w0v;do fixed_count = 1; for (v = 1; v n; v+) L_newv = L_currentv; for (u = 0; u n; u+) if (L_currentu + wuv L_newv) L_newv = L_currentu + wuv; if (L

16、_newv = L_currentv) fixed_count+; while (fixed_count n); 1014答案 Dijstra算法和Bellman算法總是能夠得到相同的結果；（1） Dijstra算法科得到一條最小路徑，則從其源端點到目的點必有一條路經(jīng)，于是Bellman-Ford算法必能找出此路徑，因此由Dijstra找出的最小路徑必可由Bellman-Ford找到。（2） 若由Bellman-Ford算法可得到一最小路徑，則不論其路徑數(shù)為多少，都必須經(jīng)過一定數(shù)目的結點，于是Dijstra算法又將遍歷所有結點，所以此路徑經(jīng)過結點都將由Dijstra描述過，則此路徑必將包括在D

17、ijstra算法的結果中。實際上，Bellman-Ford算法類似于洪泛式的算法，而Dijstra則是按部就班，步步為營，兩者方法不同，結果卻完全吻合。1015答案 證明： （1）當n0時，顯然有； （2）假設當n=k時，對 則顯然，否則，設存在一條更小的路徑，其頂點必由出發(fā)經(jīng)n頂點而到達j，顯然此頂點n落在，不然不為最小路徑，與已知相矛盾， 綜上所述，原命題成立。1010答案TL(1)L(3)L(4)L(5)L(6)1233222,4332332,4,1332342,4,1,33323852,4,1,3,53323561,2,3,4,5,6,3323510.16答案A. 3+9+2=14B.

18、 3+9+22+45+103=1821023答案兩者都是必要的。因為在第三層分組中采用的流控和差錯控制雖然在格式與處理上與HDLC相似，但因其分組中具有的D字段可以實現(xiàn)對于本地的或者是端對端的流控。而第二層的鏈路層則采用LAPB（HDLC的子集）來實現(xiàn)大多數(shù)的鏈路控制與數(shù)據(jù)傳輸，但不提供分組層中D字段具有的功能。1024答案X25的分組格式中確實沒有FCS字段，但它作為PDU被傳遞到鏈路層是由鏈路層協(xié)議將其封裝為LAPB幀，從而加上了FSC字段，這樣可以確保傳輸LAPB幀中的數(shù)據(jù)域，從而保證X25分組被正確地傳遞了。1026答案因為X25允許一個DTE與另一個DTE之間通過一條物理DTE-DC

19、E鏈路，同時建立4095條虛電路，所以兩個通信地站點雖然使用不同的虛電路號，但實際上是通過同一條虛電路進行的通信，即使用復用的方法使一條物理鏈路為多個站點所使用。第10章補充作業(yè)：對下圖采用Dijkstra算法計算節(jié)點1到節(jié)點6的最短通路樹，給出計算過程。第11章的參考答案111答案UNI的信元頭只有八位的虛通道標識符，但比NNI的信元頭多了4位的一般流控制，NNI的虛通道標識符有12位。除了作為固定長度的分組被傳輸外，UNI與NNI各有如下作用：UNI信元：擁有一般的流控制字段可以減輕網(wǎng)絡中的短期超負荷狀態(tài)；NNI信元：擁有更長的虛通道標識符位數(shù)，使網(wǎng)絡內(nèi)部可以運行更多的虛通道。112 說明

20、UPI和UCI的作用和區(qū)別。VPI：虛通道標識符用于標識特定的虛通路鏈路；VCI：虛通路標識符為給定的虛通道連接標識出特定的虛通道，也用于端用戶到端用戶的路由選擇。113 ATM有哪幾種連接方式？各有何特點？ATM連接方式有：（1） 虛通路連接（UCC）：它是ATM網(wǎng)絡中最基本的交換單元，經(jīng)過網(wǎng)絡在兩個端用戶之間建立，通過這條連接所交換的是速率可變的，全雙工的，固定長度的信元流，也可用于用戶與網(wǎng)絡以及網(wǎng)絡之間的交換；（2） 虛通道連接（UPC）：將共享網(wǎng)絡中相同通路的連接分成一組，使網(wǎng)絡管理工作可以針對為數(shù)不多的連接組，而不是大量的單連接。114 ATM的業(yè)務類型有哪些？各有何特點？ATM的業(yè)

21、務類型有：（1） 實時服務：包括恒定比特率（CBR）的服務，用于支持在整個連接期間需要具有連續(xù)可用的恒定數(shù)據(jù)率的應用，以及實時可變比特率（rtVBR）類服務傾向于時間敏感的應用；（2） 非實時服務：包括非實時可變比特率以及不指明比特率的服務。115 AAL協(xié)議有哪幾類？各有何作用？AAL層有幾個子層？各有何作用？共有4類：AAL類型1：處理恒定的比特流；AAL類型2：適用于模擬應用的可變比特率信息處理；AAL類型3/4：提供面向連接或無連接的服務，以及服務可以使報文方式或是流方式；AAL類型5：為了向高層的面向連接的協(xié)議提供流水線傳輸能力；AAL層有匯聚子層，用來提供AAL支持的具體應用所需功

22、能，以及拆裝子層，負責把從CS上接到的信息打包形成傳輸信元，并在另一端將信息解包。116 幀中繼的主要特點。在如下幾點上區(qū)別于X25：（1） 呼叫控制信令和用戶數(shù)據(jù)在各自獨立的邏輯連接上傳輸，中間結點不需要維護狀態(tài)表或者處理基于單連接的呼叫控制相關報文；（2） 邏輯連接的復用和交換發(fā)生在第二層而不是第三層，減少了整整一層的處理；（3） 從一跳到另一跳之間沒有流控制和差錯控制。如果確定應用了端到端的流控制和差錯控制，那么它們將由高層負責；它使通信處理過程度為流水線作業(yè)，用戶與網(wǎng)絡之間的接口所需要的協(xié)議功能得到簡化。第12章的參考答案121 什么叫擁塞控制？引起擁塞的原因以及需要進行擁塞控制的原因

23、有哪些？擁塞控制是指網(wǎng)絡中的分組數(shù)量維持在一定的水平之下，超過這個水平，網(wǎng)絡的性能就會急劇變化。擁塞的原因：在每一個網(wǎng)絡節(jié)點中，如果分組到達和排隊的速率超出分組能夠被傳輸?shù)乃俾剩犃械拈L度就會不斷的增長，分組的延時也會越來越長，從而導致?lián)砣?。進行擁塞的原因：擁塞會使網(wǎng)絡性能急劇惡化，分組丟失，所以要進行控制。122 簡述擁塞控制的方法。 答：擁塞控制通常有如下方法：(1) 反壓：在鏈路或邏輯連接的基礎上實施，使目的節(jié)點減緩或阻止本身的入口鏈路上的通信量并將這一限量反向傳播信源，則信源會限制新的分組流入網(wǎng)絡；(2) 阻流分組：是擁塞的節(jié)點產(chǎn)生的控制分組，并將被傳回源結點以限制通信流量；(3) 隱

24、式擁塞信令：根據(jù)分組時延使源站檢測到擁塞，并據(jù)此減緩流量；(4) 顯示擁塞信令：網(wǎng)絡會對網(wǎng)絡中正在形成的擁塞向系統(tǒng)發(fā)出警告，而端系統(tǒng)則應采取措施減低對網(wǎng)絡的供給負荷。第13章的參考答案133答案總共需傳輸?shù)谋忍財?shù)：A)采用電路交換和星形拓撲結構的局域網(wǎng) 共用的時間為： 有效的吞吐量為64Kb/s。B) D=1Km,B=1Mb/s,P=256bit 分組個數(shù)：個 總的數(shù)據(jù)量： 確認分組的傳輸時間： 有效吞吐量為： D=1Km,B=10Mb/s,P=256bit 分組個數(shù)：個 總的數(shù)據(jù)量： 確認分組的傳輸時間： 有效吞吐量為： D=10Km,B=1Mb/s,P=256bit 分組個數(shù)：個 總的數(shù)據(jù)

25、量： 確認分組的傳輸時間： 有效吞吐量為： D=1Km,B=50Mb/s,P=256bit 分組個數(shù)：個 總的數(shù)據(jù)量： 確認分組的傳輸時間： 有效吞吐量為：C) 將b部分的數(shù)據(jù)代入即可求得，從而 有效吞吐量為：134 參考答案 R10Mb/s ， d1Km (a) (b) ；相當?shù)谋忍財?shù)：135 參考答案 R10Mb/s ， d1Km (a) (b) ；相當?shù)谋忍財?shù)：136參考答案(a) (b) ；第14章的參考答案第14章補充作業(yè)：第四章答案22一個1km長的10Mb/s的CSMA/CD局域網(wǎng)（不是802.3），其傳播速度等于每微秒成功后的第一個時槽被留給接收方，用來捕獲信道并發(fā)送一個32b

26、it的確認幀。假定沒有沖突發(fā)生，有效數(shù)據(jù)速率（不包括開銷）是多少？解答：電纜的來回路程傳播時間是10s（10002002）。一個完整的傳輸有4個階段：發(fā)送方獲取電纜（10s）發(fā)送數(shù)據(jù)幀（25.6s）接收方獲取電纜（10s）發(fā)送確認幀（3.2s）4個階段的時間總和是48.8s，在這期間共發(fā)送224個數(shù)據(jù)比特。22448.84.6Mb/s。因此，有效數(shù)據(jù)速率4.6Mb/s。24考慮建立一個CDMA/CD網(wǎng)，電纜長1km，不使用重發(fā)器，運送速率為1Gb/s。電纜中的信號速率是200000km/s。問最小幀長度是對少？解答：對于1km電纜，單程傳播時間為12000005s，即5s，來回路程傳播時間為2

27、10s。為了能夠按照CDMA/CD工作，最小幀的發(fā)射時間不能小于10s。以1Gb/s速率工作，10s可以發(fā)送的比特數(shù)等于： 因此，最小幀是10000位或1250字節(jié)長。27當數(shù)據(jù)傳輸速率位5Mb/s，且傳播速度為200m/s時，令牌環(huán)接口中的一個比特時延等價于多少米的電纜?解答：在5Mb/s速率下，一個位時等于200ns時間內(nèi)信號可以傳播的距離是200m，因此，令牌環(huán)接口中的一個比特延時等價于40米的電纜。29有一個重負荷的1km長的10Mb/s的令牌環(huán)網(wǎng)，其傳播速率是200m/s，50個站空間上均勻繞還分布。數(shù)據(jù)幀256位，其中包括32位開銷，確認應答捎帶在數(shù)據(jù)幀上，因此是包括在數(shù)據(jù)幀內(nèi)備用

28、的位中，而不占用額外的時間。令牌是8位。請問，這個環(huán)的有效數(shù)據(jù)速率比CDMA/CD網(wǎng)高還是低？解答：從獲取到令牌的時刻開始計量，發(fā)送一個分組需要0.1256=25.6s。此外，必須發(fā)送一個令牌，需要0.18=0.8s的時間。令牌必須傳輸20（100050）m，經(jīng)過時間202000.1s才能到達下一站。此后，下一站又可以再發(fā)送數(shù)據(jù)幀。因此，我們在26.5（25.6+0.8-0.1）s內(nèi)發(fā)送了224（25632）位的數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)速率等于22425.68.5Mb/s，而10 Mb/s的CDMA/CD在重負荷50個站的情況下的有效數(shù)據(jù)率不超過3 Mb/s。顯然，該令牌環(huán)網(wǎng)強于以太網(wǎng)的有效帶寬。33一個4

29、 Mb/s的令牌環(huán)具有10ms的令牌保持計時值。在這個環(huán)上可以發(fā)送的最大幀有多長？解答：以4 Mb/s速率工作，一個站在10ms內(nèi)可以發(fā)送40000位或5000字節(jié)，這是幀的上限值。實際上，還必須從這個值減去一些開銷字節(jié)，因此，數(shù)據(jù)部分的限值還要低一些。35一個用作城域網(wǎng)的光纖令牌環(huán)長200km，并且以100 Mb/s速率運行。在發(fā)送一幀之后，一個站在重新產(chǎn)生令牌之前把該幀從環(huán)上清除。在光纖中的信號傳輸速率是每秒200000km，且最大幀長1000字長。問該環(huán)的最大效率是多少？（忽略所有其他的開銷來源）。解答：由環(huán)長200km和傳播速率每秒200000km，可知1bit繞環(huán)一周的傳播時間是20

30、0（20），即1ms。發(fā)送速率是100 Mb/s，因此發(fā)送1bit的時間是0.01s。發(fā)送最長幀1000字節(jié)需要的時間等于0.0110008=80s,即0.08ms。當一個站抓到了令牌時，下一站通過把令牌中的一個令牌位置1就可以立即把該令牌換成一個常規(guī)數(shù)據(jù)幀的開頭3個字節(jié)，從而又抓住了令牌，開始發(fā)送數(shù)據(jù)幀。該站發(fā)送令牌所需的實際是：0.01248=1.92s。忽略本站至下一站的傳播時間，那么，在最壞的情況下，我們期望在1.082ms的時間內(nèi)（將1.92s近似成0.002ms）發(fā)送8192bit（包括令牌102bit和數(shù)據(jù)分組8000bit）。這等效于8192（1.082）7.6b/s，即7.6Mb/s的數(shù)據(jù)速率，不足8的帶寬利用率，可見效率時相當?shù)偷?。?9頁 共29頁