计算机网络结构主要有TCP/IP和OSI参考模型。
网络的拓扑结构是抛开网络物理连接来讨论网络系统的连接形式，网络中各站点相互连接的方法和形式称为网络拓扑。拓扑图给出网络服务器、工作站的网络配置和相互间的连接，它的结构主要有星型结构、总线结构、树型结构、网状结构、蜂窝状结构、分布式结构等。
星型结构
星型结构是指各工作站以星型方式连接成网。网络有中央节点，其他节点（工作站、服务器）都与中央节点直接相连，这种结构以中央节点为中心，因此又称为集中式网络。它具有如下特点：结构简单，便于管理；控制简单，便于建网；网络延迟时间较小，传输误差较低。但缺点也是明显的：成本高、可靠性较低、资源共享能力也较差。
环型结构
环型结构由网络中若干节点通过点到点的链路首尾相连形成一个闭合的环，这种结构使公共传输电缆组成环型连接，数据在环路中沿着一个方向在各个节点间传输，信息从一个节点传到另一个节点。
环型结构具有如下特点：信息流在网中是沿着固定方向流动的，两个节点仅有一条道路，故简化了路径选择的控制；环路上各节点都是自举控制，故控制软件简单；由于信息源在环路中是串行地穿过各个节点，当环中节点过多时，势必影响信息传输速率，使网络的响应时间延长；环路是封闭的，不便于扩充；可靠性低，一个节点故障，将会造成全网瘫痪；维护难，对分支节点故障定位较难。
总线型结构
总线结构是指各工作站和服务器均挂在一条总线上，各工作站地位平等，无中心节点控制，公用总线上的信息多以基带形式串行传递，其传递方向总是从发送信息的节点开始向两端扩散，如同广播电台发射的信息一样，因此又称广播式计算机网络。各节点在接受信息时都进行地址检查，看是否与自己的工作站地址相符，相符则接收网上的信息。
总线型结构的网络特点如下：结构简单，可扩充性好。当需要增加节点时，只需要在总线上增加一个分支接口便可与分支节点相连，当总线负载不允许时还可以扩充总线；使用的电缆少，且安装容易；使用的设备相对简单，可靠性高；维护难，分支节点故障查找难。
分布式结构
分布式结构的网络是将分布在不同地点的计算机通过线路互连起来的一种网络形式，分布式结构的网络具有如下特点：由于采用分散控制，即使整个网络中的某个局部出现故障，也不会影响全网的操作，因而具有很高的可靠性；网中的路径选择最短路径算法，故网上延迟时间少，传输速率高，但控制复杂；各个节点间均可以直接建立数据链路，信息流程最短；便于全网范围内的资源共享。缺点为连接线路用电缆长，造价高；网络管理软件复杂；报文分组交换、路径选择、流向控制复杂；在一般局域网中不采用这种结构。
树型结构
树型结构是分级的集中控制式网络，与星型相比，它的通信线路总长度短，成本较低，节点易于扩充，寻找路径比较方便，但除了叶节点及其相连的线路外，任一节点或其相连的线路故障都会使系统受到影响。
网状拓扑结构
在网状拓扑结构中，网络的每台设备之间均有点到点的链路连接，这种连接不经济，只有每个站点都要频繁发送信息时才使用这种方法。它的安装也复杂，但系统可靠性高，容错能力强。有时也称为分布式结构。
蜂窝拓扑结构
蜂窝拓扑结构是无线局域网中常用的结构。它以无线传输介质（微波、卫星、红外等）点到点和多点传输为特征，是一种无线网，适用于城市网、校园网、企业网。
在计算机网络中还有其他类型的拓扑结构，如总线型与星型混合。总线型与环型混合连接的网络。在局域网中，使用最多的是总线型和星型结构。
OSI七层模型介绍
OSI是一个开放性的通行系统互连参考模型，他是一个定义的非常好的协议规范。OSI模型有7层结构，每层都可以有几个子层。下面我简单的介绍一下这7层及其功能。
OSI的7层从上到下分别是
7 应用层
6 表示层
5 会话层
4 传输层
3 网络层
2 数据链路层
1 物理层
其中高层，既7、6、5、4层定义了应用程序的功能，下面3层，既3、2、1层主要面向通过网络的端到端的数据流。下面我给大家介绍一下这7层的功能：
（1）应用层：与其他计算机进行通讯的一个应用，它是对应应用程序的通信服务的。例如，一个没有通信功能的字处理程序就不能执行通信的代码，从事字处理工作的程序员也不关心OSI的第7层。但是，如果添加了一个传输文件的选项，那么字处理器的程序员就需要实现OSI的第7层。示例：telnet，HTTP,FTP,WWW,NFS,SMTP等。
（2）表示层：这一层的主要功能是定义数据格式及加密。例如，FTP允许你选择以二进制或ASII格式传输。如果选择二进制，那么发送方和接收方不改变文件的内容。如果选择ASII格式，发送方将把文本从发送方的字符集转换成标准的ASII后发送数据。在接收方将标准的ASII转换成接收方计算机的字符集。示例：加密，ASII等。
（3）会话层：他定义了如何开始、控制和结束一个会话，包括对多个双向小时的控制和管理，以便在只完成连续消息的一部分时可以通知应用，从而使表示层看到的数据是连续的，在某些情况下，如果表示层收到了所有的数据，则用数据代表表示层。示例：RPC，SQL等。
（4）传输层：这层的功能包括是否选择差错恢复协议还是无差错恢复协议，及在同一主机上对不同应用的数据流的输入进行复用，还包括对收到的顺序不对的数据包的重新排序功能。示例：TCP，UDP，SPX。
（5）网络层：这层对端到端的包传输进行定义，他定义了能够标识所有结点的逻辑地址，还定义了路由实现的方式和学习的方式。为了适应最大传输单元长度小于包长度的传输介质，网络层还定义了如何将一个包分解成更小的包的分段方法。示例：IP,IPX等。
（6）数据链路层：他定义了在单个链路上如何传输数据。这些协议与被讨论的歌种介质有关。示例：ATM，FDDI等。
（7）物理层：OSI的物理层规范是有关传输介质的特性标准，这些规范通常也参考了其他组织制定的标准。连接头、针、针的使用、电流、电流、编码及光调制等都属于各种物理层规范中的内容。物理层常用多个规范完成对所有细节的定义。示例：Rj45，802.3等。
⑵ 计算机网络自学笔记：选路算法
网络层必须确定从发送方到接收方分组所经过的路径。选路就是在网络中的路由器里的给某个数据报确定好路径(即路由)。
一 台主机通常直接与一台路由器相连接，该路由器即为该主机的默认路由器，又称为该主机的默认网关。 每当某主机向外部网络发送一个分组时，该分组都被传送给它的默认网关。
如果将源主机的默认网关称为源路由器,把目的主机的默认网关称为目的路由器。为一个分组从源主机到目的主机选路的问题于 是可归结为从源路由器到目的路由器的选路问题。
选路算法的目标很简单:给定一组路由器以及连接路由器的链路，选路算法要找到一条从源路由器到目的路由器的最好路径，通常一条好路径是指具有最低费用的路径。
图 G=(N，E)是一个 N 个节点和 E 条边的集合，其中每条边是来自 N 的一对节点。在网 络选路的环境中，节点表示路由器，这是做出分组转发决定的节点，连接节点的边表示路由 器之间的物理链路。
一条边有一个值表示它的费用。通常一条边的费用可反映出对应链路的物理长度、链路速度或与该链路相关的费用。
对于 E 中的任一条边(xy)可以用 c(xy )表示节点 x 和 y 间边的费用。一般考虑的都是无向 图，因此边(xy)与边(y x)是相同的并且开销相等。节点 y 也被称为节点 x 的邻居。
在图中为各条边指派了费用后，选路算法的目标自然是找出从源到目的间的最低费用路径。图 G=(N，E)中的一条路径(Path)是一个节点的序列，使得每一对以(x1,x2)， (x2,x3)，…，是 E 中的边。路径的费用是沿着路径所有边费用的总和。
从广义上来说，我们对 选路算法分类的一种方法就是根据该算法是全局性还是分布式来区分的。
.全局选路算法： 用完整的、全局性的网络信息来计算从源到目的之间的最低费用路径。
实际上， 具有全局状态信息的算法常被称作链路状态 LS 算法， 因为该算法必须知道网络中每条链路的费用。
.分布式选路算法： 以迭代的、分布式的方式计算出最低费用路径。通过迭代计算并与相邻节点交换信息，逐渐计算出到达某目的节点或一组目的节点的最低费用路径。
DV 算法是分布式选路算法， 因为每个节点维护到网络中的所有其他节点的费用(距离)估计的矢量。
选路算法的第二种广义分类方法是根据算法是静态的还是动态的来分类。
一： 链路状态选路算法 LS
在链路状态算法中，通过让每个节点向所有其他路由器广播链路状态分组， 每个链路状态分组包含它所连接的链路的特征和费用， 从而网络中每个节点都建立了关于整个网络的拓扑。
Dijkstra 算法计算从源节点到网络中所有其他节点的最低费用路径.
Dijkstra 算法是迭代算法，经算法的第 k 次迭代后，可知道到 k 个目的节点的最低费用路径。
定义下列记号:
D(V)随着算法进行本次迭代，从源节点到目的节点的最低费用路径的费用。
P(v)从源节点到目的节点 v 沿着当前最低费用路径的前一节点(，的邻居)。
N`节点子集；如果从源节点到目的节点 v 的最低费用路径已找到，那么 v 在 N`中。
Dijkstra 全局选路算法由一个初始化步骤和循环组成。循环执行的次数与网络中的节点个数相同。在结束时，算法会计算出从源节点 u 到网络中每个其他节点的最短路径。
考虑图中的网络，计算从 u 到所有可能目的地的最低费用路径。
.在初始化阶段 ，从 u 到与其直接相连的邻居 v、x、w 的当前已知最低费用路径分别初始化为 2，1 和 5。到 y 与 z 的费用被设为无穷大，因为它们不直接与 u 连接。
.在第一次迭代时， 需要检查那些还未加到集合 N`中的节点，找出在前一次迭代结束时具有最低费用的节点。那个节点是 x 其费用是 1，因此 x 被加到集合 N`中。然后更新所有节点的 D(v)，产生下表中第 2 行(步骤)所示的结果。到 v 的路径费用未变。经过节点 x 到 w 的 路径的费用被确定为 4。因此沿从 u 开始的最短路径到 w 的前一个节点被设为 x。类似地， 到 y 经过 x 的费用被计算为 2，且该表项也被更新。
.在第二次迭代时 ，节点 v 与 y 被发现具有最低费用路径 2。任意选择将 y 加到集合 N` 中，使得 N’中含有 u、x 和 y。通过更新，产生如表中第 3 行所示的结果。
.以此类推…
当 LS 算法结束时，对于每个节点都得到从源节点沿着它的最低费用路径的前继节点， 对于每个前继节点，又有它的前继节点，按照此方式可以构建从源节点到所有目的节点的完 整路径。
根据从 u 出发的最短路径，可以构建一个节点(如节点 u)的转发表。
二 距离矢量选路算法 DV
LS 算法是一种使用全局信息的算法，而距离矢量算法是一种迭代的、异步的和分布式的算法。
Bellman-Ford 方程：
设 dx(y)是从节点 x 到节点 y 的最低费用路径的费用，则有 dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) }
PS： 方程中的 min，是指取遍 x 的所有邻居。
Bellman-Ford 方程含义相当直观，意思是从 x 节点出发到 y 的最低费用路径肯定经过 x 的某个邻居，而且 x 到这个邻居的费用加上这个邻居到达目的节点 y 费用之和在所有路径 中其总费用是最小的。 实际上，从 x 到 v 遍历之后，如果取从 v 到 y 的最低费用路径，该路 径费用将是 c(x,v)+ dv(y)。因此必须从遍历某些邻居 v 开始，从 x 到 y 的最低费用是对所有邻 居的 c(x,v)+dv(y)的最小值。
在该 DV 算法中，当节点 x 看到它的直接相连的链路费用变化，或从某个邻居接收到一 个距离矢量的更新时，就根据 Bellman-Ford 方程更新其距离矢量表。
三 LS 与 DV 选路算法的比较
DV 和 LS 算法采用不同的方法来解决计算选路问题。
在 DV 算法中，每个节点仅与它的直接相连邻居交换信息，但它为它的邻居提供了从其 自己到网络中(它所知道的)所有其他节点的最低费用估计。
在 LS 算法中，每个节点(经广播)与所有其他节点交换信息，但它仅告诉它们与它直接 相连链路的费用。
·报文复杂性：
LS 算法要求每个节点都知道网络中每条链路的费用，需要发送 O(nE)个消息。
DV 算法要求在每次迭代时，在两个直接相连邻居之间交换报文，算法收敛所需的时间 依赖于许多因素。当链路费用改变时，DV 算法仅当在会导致该节点的最低费用路径发生改 变时，才传播已改变的链路费用。
·收效速度：
DV算法收敛较慢，且在收敛时会遇到选路环路。DV算法还会遭受到计数到无穷的问题。
•健壮性： 在 LS 算法中，如果一台路由器发生故障、或受到破坏，路由器会向其连接的链路广播 不正确费用，导致整个网络的错误。
在 Dv 算法下， 每次迭代时，其中一个节点的计算结果会传递给它的邻居，然后在下次迭代时再间接地传递给邻居的邻居。在这种情况下，DV 算法中一个不正确的计算结果也会扩散到整个网络。
四.层次选路
两个原因导致层次的选路策略：
•规模： 随着路由器数目增长，选路信息的计算、存储及通信的开销逐渐增高。
•管理自治： 一般来说，一个单位都会要求按自己的意愿运行路由器(如运行其选择的某 种选路算法)，或对外部隐藏其内部网络的细节。
层次的选路策略是通过将路由器划分成自治系统 AS 来实施的。
每个 AS 由一组通常在相同管理控制下的路由器组成(例如由相同的 ISP 运营或属于相同 的公司网络)。在相同的 AS 内的路由器都全部运行同样的选路算法。
在一个自治系统内运行的选路算法叫做自治系统内部选路协议。 在一个 AS 边缘的一台 或多台路由器，来负责向本 AS 之外的目的地转发分组，这些路由器被称为网关路由器
在各 AS 之间，AS 运行相同的自治系统间选路协议。
⑶ 计算机网络的问题，麻烦高人帮我详细解答
对于第一个问题：用距离除以速度就是每一个bit的传输时间即：
100Km/(2*10^8m/s)=0.5ms，所以传播延迟为：100*0.5ms=50ms
要使得发送时延等于传播时延，那么就有100/C=0.5ms
所以，发送时延大概为：2000kbps
对于第二问：有源树是以多播源作为有源树的根，有源树的分支形成网络到达目的地址的分布树，有源树是以最短路径贯穿网络
共享树是以多播源中某些可供选择的多播路由中的一个作为作为共享树的一个公共根，即汇合点
对于问题三：没有考虑过哈，主要是没有这方面的资料。
对于第四问： TCP序列号为32bit
则字节流发送数为2^32字节时TCP序列号回绕
2^32Byte=4GB数据
40Gbps管道=5GB管道
则回绕时间为 4GB/5GB=0.8秒
所以0.8秒便出现回绕
使用扩展的TCP选项时标解决回绕问题
设时标的时钟频率为1KHZ, 则每秒时钟滴答10^3次
对于32bit的扩展选项而言
一共有2^32个数字以供时钟滴答
则需要时间为2^32/10^3 秒
简单的估算为2^32/2^10 秒 (2^10=1024,约为1000)
约为4*10^6秒 大约46天回绕一次
对于第五问：不能
网络拥塞指的是单位时间内数据流量超过服务器或线路的承受能力，从而造成的拥 塞。解决办法可以增加服务器处理能力和处理速度，增加带宽。
网络资源是个泛指，网络上的信息，资料以及硬件软件等等都可以叫网络资源，与网络拥塞没啥联系
对于第六问：由于UDP和TCP的机制不同，有一下几个原因：
1.最低开销。
2.在最大数据从传输速率开始发送。
3.不重复请求，所以就没有重传（一个单一的数据包丢失在一个的实时应用中并不重要）。
4.低处理时间(low processing time)。不需要缓冲(No buffers)。
与TCP不同，UDP并不提供对IP协议的可靠机制、流控制以及错误恢复功能等。由于UDP 比较简单，UDP头包含很少的字节，比TCP负载消耗少。
对于第七问：数字签名可以用来验证文档的真实性和完整性，数字签名使用强大的加密技术和公钥基础结构，以更好地保证文档的真实性、完整性和受认可性。
对于第八问：二层交换技术＋三层转发技术。它解决了局域网中网段划分之后，网段中子网必须依赖路由器进行管理的局面，解决了传统路由器低速、复杂所造成的网络瓶颈问题。
传统的交换技术是在OSI网络标准模型中的第二层――数据链路层进行操作的，而三层交换技术是在网络模型中的第三层实现了数据包的高速转发。
原理如下：假设两个使用IP协议的站点A、B通过第三层交换机进行通信，发送站点A在开始发送时，把自己的IP地址与B站的IP地址比较，判断B站是否与自己在同一子网内。若目的站B与发送站A在同一子网内，则进行二层的转发。若两个站点不在同一子网内，如发送站A要与目的站B通信，发送站A要向“缺省网关”发出ARP(地址解析)封包，而“缺省网关”的IP地址其实是三层交换机的三层交换模块。当发送站A对“缺省网关”的IP地址广播出一个ARP请求时，如果三层交换模块在以前的通信过程中已经知道B站的MAC地址，则向发送站A回复B的MAC地址。否则三层交换模块根据路由信息向B站广播一个ARP请求，B站得到此ARP请求后向三层交换模块回复其MAC地址，三层交换模块保存此地址并回复给发送站A,同时将B站的MAC地址发送到二层交换引擎的MAC地址表中。从这以后，当A向B发送的数据包便全部交给二层交换处理，信息得以高速交换。由于仅仅在路由过程中才需要三层处理，绝大部分数据都通过二层交换转发，因此三层交换机的速度很快，接近二层交换机的速度，同时比相同路由器的价格低很多。
对于第九问：
P2P：意思是在你自己下载的同时，自己的电脑还要继续做主机上传，这种下载方式，人越多速度越快，但缺点是对你的硬盘损伤比较大（在写的同时还要读），还有就是对你内存占用较多，影响整机速度！
C/S结构软件（即客户机/服务器模式）：分为客户机和服务器两层，客户机不是毫无运算能力的输入、输出设备，而是具有了一定的数据处理和数据存储能力，通过把应用软件的计算和数据合理地分配在客户机和服务器两端，可以有效地降低网络通信量和服务器运算量。由于服务器连接个数和数据通信量的限制，这种结构的软件适于在用户数目不多的局域网内使用。
B/S(浏览器/服务器模式，即Browser/Server)是随着Internet技术的兴起，对C/S结构的一种改进。在这种结构下，软件应用的业务逻辑完全在应用服务器端实现，用户表现完全在Web服务器实现，客户端只需要浏览器即可进行业务处理，是一种全新的软件系统构造技术。这种结构更成为当今应用软件的首选体系结构。e通管理系列产品即属于此类结构。
其实对于问题十而言：可以使NAT转换技术，将私有地址转换进入网络，这样方便的多，而对于以上问题而言，这个题就是使用CIDR技术进行求解就是了，计算还是比较简单，就是计算过程比较多。
A：市场部一直是16个 ，工程部开始有5个，一周增加一个，一年增加54个（一年好像是54个星期，我记不太清楚了）再乘以7，54*7+5=383个
至于销售部，地址分配都是考虑到以后发展的，所以根据发展的程度来决定地址空间的冗余度，算出7年后的总地址数N，2的M次方-2=N 求出M，M就是主机位，结果也就出来了
B：维持的时间，用函数简单计算就是了， 如果用完了，有两种办法：1 再去申请 2 使用NAT技术，3 因为得到的是B类地址，使用CIDR在重新分配就是了。
C：这个问就像最开始一样的，不用共有地址，就是内部使用私有地址，使用NAT技术就是了。
⑷ 计算机网络的最短路径算法有哪些对应哪些协议
用于解决最短路径问题的算法被称做“最短路径算法”，有时被简称作“路径算法”。最常用的路径算法有：
Dijkstra算法、A*算法、SPFA算法、Bellman-Ford算法和Floyd-Warshall算法，本文主要介绍其中的三种。
最短路径问题是图论研究中的一个经典算法问题，旨在寻找图（由结点和路径组成的）中两结点之间的最短路径。
算法具体的形式包括：
确定起点的最短路径问题：即已知起始结点，求最短路径的问题。
确定终点的最短路径问题：与确定起点的问题相反，该问题是已知终结结点，求最短路径的问题。在无向图中该问题与确定起点的问题完全等同，在有向图中该问题等同于把所有路径方向反转的确定起点的问题。
确定起点终点的最短路径问题：即已知起点和终点，求两结点之间的最短路径。
全局最短路径问题：求图中所有的最短路径。
Floyd
求多源、无负权边的最短路。用矩阵记录图。时效性较差，时间复杂度O(V^3)。
Floyd-Warshall算法（Floyd-Warshall algorithm）是解决任意两点间的最短路径的一种算法，可以正确处理有向图或负权的最短路径问题。
Floyd-Warshall算法的时间复杂度为O(N^3)，空间复杂度为O(N^2)。
Floyd-Warshall的原理是动态规划：
设Di,j,k为从i到j的只以(1..k)集合中的节点为中间节点的最短路径的长度。
若最短路径经过点k，则Di,j,k = Di,k,k-1 + Dk,j,k-1；
若最短路径不经过点k，则Di,j,k = Di,j,k-1。
因此，Di,j,k = min(Di,k,k-1 + Dk,j,k-1 , Di,j,k-1)。
在实际算法中，为了节约空间，可以直接在原来空间上进行迭代，这样空间可降至二维。
Floyd-Warshall算法的描述如下：
for k ← 1 to n do
for i ← 1 to n do
for j ← 1 to n do
if (Di,k + Dk,j < Di,j) then
Di,j ← Di,k + Dk,j;
其中Di,j表示由点i到点j的代价，当Di,j为 ∞ 表示两点之间没有任何连接。
Dijkstra
求单源、无负权的最短路。时效性较好，时间复杂度为O（V*V+E）,可以用优先队列进行优化，优化后时间复杂度变为0（v*lgn）。
源点可达的话，O（V*lgV+E*lgV）=>O（E*lgV）。
当是稀疏图的情况时，此时E=V*V/lgV，所以算法的时间复杂度可为O（V^2） 。可以用优先队列进行优化，优化后时间复杂度变为0（v*lgn）。
Bellman-Ford
求单源最短路，可以判断有无负权回路（若有，则不存在最短路），时效性较好，时间复杂度O（VE）。
Bellman-Ford算法是求解单源最短路径问题的一种算法。
单源点的最短路径问题是指：给定一个加权有向图G和源点s，对于图G中的任意一点v，求从s到v的最短路径。
与Dijkstra算法不同的是，在Bellman-Ford算法中，边的权值可以为负数。设想从我们可以从图中找到一个环
路（即从v出发，经过若干个点之后又回到v）且这个环路中所有边的权值之和为负。那么通过这个环路，环路中任意两点的最短路径就可以无穷小下去。如果不处理这个负环路，程序就会永远运行下去。 而Bellman-Ford算法具有分辨这种负环路的能力。
SPFA
是Bellman-Ford的队列优化，时效性相对好，时间复杂度O（kE）。（k< 与Bellman-ford算法类似，SPFA算法采用一系列的松弛操作以得到从某一个节点出发到达图中其它所有节点的最短路径。所不同的是，SPFA算法通过维护一个队列，使得一个节点的当前最短路径被更新之后没有必要立刻去更新其他的节点，从而大大减少了重复的操作次数。
SPFA算法可以用于存在负数边权的图，这与dijkstra算法是不同的。
与Dijkstra算法与Bellman-ford算法都不同，SPFA的算法时间效率是不稳定的，即它对于不同的图所需要的时间有很大的差别。
在最好情形下，每一个节点都只入队一次，则算法实际上变为广度优先遍历，其时间复杂度仅为O(E)。另一方面，存在这样的例子，使得每一个节点都被入队(V-1)次，此时算法退化为Bellman-ford算法，其时间复杂度为O(VE)。
SPFA算法在负边权图上可以完全取代Bellman-ford算法，另外在稀疏图中也表现良好。但是在非负边权图中，为了避免最坏情况的出现，通常使用效率更加稳定的Dijkstra算法，以及它的使用堆优化的版本。通常的SPFA。
⑸ 计算机网络中分组链路的数据传输速率是100Mbit/s 求传输时间
分组大小为1000B，头大小为20B，因此每个分组最大载荷980B。
因此980000B的文件需要1000个1000B的分组才能传输完成，传输时间为1000*1000*8÷100M = 80ms
H1到H2之间的最短路径为3个链路，分组延时为1000*8÷100M = 0.08ms，因此链路物理延迟为0.08×3 = 0.24ms
综上，从H1开始发送首个比特到H2接收完最后一个比特，总共至少需要80.24ms。
⑹ 求解两道计算机网络技术题目
第二题：
（1）每个分组大小1000b，头100b，显然每个分组的数据部分是1000-100=900b，而总数据大小是9000b，故需要9000/900=10个分组
（2）总的发送时延=总分组大小/数据传输速度=1000b*10个/10Mbps=1000微秒
（3）如图所示，题目说了各个线路的传输速率都一样是10Mbps，所以不用什么迪杰斯特拉算法求最短路径，直接数路由器的个数就行了，最少的路由数当然是三个，就是最下面这条嘛
（4）分组在各个路由器内部的排队处理时延是100微秒，那么每个分组的时延就是100/10=10微秒
（5）这种分组交换的时延计算问题其实可以这样看，先将总数据按电路交换算发送时延，再加上最后一个分组按报文交换计算的转发时延，最后再加上一些传播、排队、处理等的时延即可。
总的发送时延就是（2）的1000微秒，最后一个分组第一次的发送时延已经包括在总发送时延里面了，故只需计算它的转发时延即可，转发时延=（1000b/10Mbps）*3=300微秒，故总的发送加转发时延是1000+300=1300微秒，然后总排队处理时延=4*100=400微秒，总传播时延=4*10=40微秒，故从H1发送到H2接收，总时延是1300+400+40=1740微秒
如果答案不对，那有可能是排队处理时延指的是每个分组，也就是总排队处理时延要再乘10，最后结果是1300+4000+40=5340微秒，相应的（4）就改为100微秒
大体的过程就是如此，其实出题人很仁慈了，一个一个问号带你做，真正的考试应该没有（1）（2）（3）（4）问，直接就是（5）求从发送到接收的总时延。