P1.
1 1 1 0 | 1
0 1 1 0 | 0
1 0 0 1 | 0
1 1 0 1 | 1
————
1 1 0 0 | 0
P2.
例如，P1中的分组出现单比特差错：
1 0 1 0 | 1
0 1 1 0 | 0
1 0 0 1 | 0
1 1 0 1 | 1
————
1 1 0 0 | 0
可以定位是第一行第二列出错
如果是双比特差错：
1 1 1 0 | 1
0 1 1 0 | 0
1 0 0 1 | 0
1 1 0 1 | 1
————
1 1 0 0 | 0
可以检测出错误，但是无法纠正
P3.
01001110 01100101
+ 01110100 01110111
——————————————————
11000010 11011100
+ 01101111 01110010
——————————————————
1)00110010 01001110
00110010 01001111
+ 01101000 01101001
——————————————————
10011010 10111000
+ 01101110 01100111
——————————————————
1)00001001 00011111
00001001 00100000
如果溢出就加到最后一位上
反码为 11110110 11011111
P4.
略
P5.
R=0100
P6.
略
P7.
a.
设第 i 位反转，0<=i<=d+r-1，则接收到的数据 K = D*2^r XOR R + 2^i，如果用 G 除 K，那么余数一定不为 0
b.
对此题而言，一个关键点是：G 能被 11（二进制）整除，但任意奇数比特差错都不能整除11，因此也不能整除 G，所以可以检测出奇数比特差错。
P8.
a.
f( p ) = Np(1-p)^(N-1)
f’( p ) = N(1-p)^(N-1) - Np(N-1)(1-p)^(N-2) = N(1-p)^(N-2)(1-Np)
令 f’( p ) = 0：得 p’ = 1/N
b.
将 p’ = 1/N 代入：
Np’(1-p’)^(N-1) = (1-1/N)^(N-1) = (1-1/N)^N * (1-1/N)^(-1) = 1/e
P9.
g( p ) = N p(1-p)^(2(N-1))
g’( p ) = N (1-p)^(2(N-1)) - 2(N-1)Np (1-p)^(2(N-1)-1)
= N (1-p)^(2(N-1)-1) ((1-p)-2(N-1)p)
解出：p’ = 1/(2N-1)
则 g(p’) = N/(2N-1) * (1-1/(2N-1))^(2(N-1)) = N/(2N-1) * (1-1/(2N-1))^(2N-1) * (1-1/(2N-1))^(-1) = (1-1/(2N-1))^(2N-1) * N/(2N-2)
当 N 趋于无穷：g(p’) = 1/2e
P10.
a.
A 的平均吞吐量 = PA(1-PB)
总体效率 = PA(1-PB) + PB(1-PA)
b.
A 的平均吞吐量 = PA(1-PB) = 2PB - 2PB^2
B 的平均吞吐量 = PB(1-PA) = PB - 2PB^2
2PB - 2PB^2 ≠ 2(PB - 2PB^)
要使 PA(1-PB) = 2PB(1-PA)：PA = 2PB/(1+PB)
c.
A：2p(1-p)^(N-1)
其他：p(1-p)^(N-2)(1-2p)
P11.
略
P12.
略
P13.
一个轮询周期为 N(Q/R + dpoll)，一个周期传输总比特 NQ，因此吞吐量为 NQ/N(Q/R + dpoll) = Q/(Q/R + dpoll)
P14.
a.
b. 如图所示
c. 略 d. 略
P15.
S1 是 子网 1 和 子网 2 之间的交换机
a.
不会，E 检查 F 的 IP 的子网前缀，就会知道它们在同一个局域网中，因此不会发给 R1，就是 E 和 F 的 IP 和 MAC。
b.
不会，因为它们不在同一局域网。
源 IP： E 的 IP
目的 IP： B 的 IP
源 MAC： E 的 MAC
目的 MAC：R1 右侧的接口 MAC
c.
交换机 S1 收到 ARP 之后将其继续广播，并且它知道 A 在子网 1 中，因此会更新转发表，添加主机 A。
是的，R1 会收到这个 ARP 请求，但 R1 不会转发子网 3。
B 不会发送 ARP 请求 A 的 MAC，因为可以从 A 的 ARP 请求中获得。
S1 收到之后会将此帧丢弃，因为 A、B 在同一局域网。
P16.
S2 是 子网 2 和 子网 3 之间的交换机
a.
不会，同上题。
b.
会，因为 E 想要知道 B 的 MAC 地址。
源 IP： E 的 IP
目的 IP： B 的 IP
源 MAC： E 的 MAC
目的 MAC：B 的 MAC 地址
c.
交换机 S1 收到 ARP 之后将其继续广播，并且它知道 A 在子网 1 中，因此会更新转发表，添加主机 A。
是的，S2 收到之后也会向其所有接口转发。
B 不会发送 ARP 请求 A 的 MAC，因为可以从 A 的 ARP 请求中获得。
S1 收到之后会将此帧丢弃，因为 A、B 在同一局域网。
P17.
10Mbps：100*512bit/10Mbps = 5.12ms
100Mbps：0.512ms
P18.
设 A 传送 512+64=576 比特：
t=0，A 开始传送；t=325，第一个比特到达 B；在最坏情况下，B 在 t=324 开始传送自己的帧；当 t=324+325=649 时，此帧到 A，而 649>576，A 已传输完，因此 A 错误地认为自己成功传输。
P19.
略
P20.
略
P21.
假定仍按照 P14(a) 中规定的 IP 与 MAC 来做：
在整个过程中，源 IP、目的 IP 都不会改变，只有 MAC 会改变：
(i)源：00-00-00-00-00-00 目的：11-11-11-11-11-11
(ii)源：33-33-33-33-33-33 目的：66-66-66-66-66-66
(iii)源：77-77-77-77-77-77 目的：99-99-99-99-99-99
P22.
中文版有误，不是“左边路由器”，是“交换机”
在整个过程中，源 IP、目的 IP 都不会改变，只有 MAC 会改变：
(i)源：00-00-00-00-00-00 目的：66-66-66-66-66-66
(ii)源：00-00-00-00-00-00 目的：66-66-66-66-66-66
(iii)源：77-77-77-77-77-77 目的：99-99-99-99-99-99
P23.
所有 11 个节点都以 100Mbps 发送数据，则总的聚合吞吐量为 1100Mbps
P24.
500Mbps
P25.
100Mbps
P26.
(i) B 向 E 发送一个帧，交换机记录 B 的 MAC 地址与到达的端口；由于不知道 E 对应的接口，它向 A、C、D、E、F 都发送此帧
(ii) E 向 B 回答一个帧：交换机记录 B 的 MAC 地址与到达的端口；已知 B 的接口，只向 B 转发
(iii) A 向 B 发送一个帧：交换机记录 A 的 MAC 地址与到达的端口；已知 B 的接口，只向 B 转发
(iv) B 向 A 回答一个帧：交换机保持表的内容不变；已知 A 的接口，只向 A 转发
P27.
a.
L*8bit/128kbps = L/16 ms
b.
L=1500：分组化时延=1500/16=93.75ms
L=50：分组化时延=50/16=3.125ms
c.
L=1500：存储转发时延=(L+5)*8bit/622Mbps=19.4μs
L=50：存储转发时延=(L+5)*8bit/622Mbps=0.707μs
d.
使用小分组长度，分组化时延会比较小
P28.
为 EE 的三台主机分配 111.111.1.1，111.111.1.2，111.111.1.3，子网掩码 111.111.1/24；
为 CS 的三台主机分配 111.111.2.1，111.111.2.2，111.111.2.3，子网掩码 111.111.2/24；
路由器连接交换机端口 1 的接口卡可被配置成包含两个子接口 IP 地址：111.111.1.0 和 111.111.2.0，第一个子接口地址是连接 EE 的子网，第二个是连接 CS 的子网
每一个 IP 地址可与一个 VLAN ID 关联。假设 111.111.1.0 与 VLAN 11 关联，111.111.2.0 与 VLAN 12 关联。这意味着从子网 111.111.1/24 来的帧会被加上一个 802.1q 的标签 VLAN ID 11；从子网 111.111.2/24 来的帧会被加上一个 802.1q 的标签 VLAN ID 12；
当 EE 中的主机 A(111.111.1.1) 想要给 CS 中的主机 B(11.111.2.1) 发一个 IP 数据报。主机 A 首先将目的地址为 111.111.2.1 的 IP 数据报放进一个帧里，MAC 地址是连接交换机端口 1 的接口卡地址。路由器接收到这个帧之后，决定一个将其发给 IP 地址为 111.111.2.0 的子接口。当封装此 IP 数据报时，应当在帧上附加一个 802.1q 标签 VLAN ID 12。当这个帧被端口 1 收到之后，交换机发现了 ID 为 12，它会将这个帧发送到主机 B，主机 B 收到之后会将 802.1q 标签移除。
P29.
略
P30.
略
P31.
课本中有。