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计算机网络多项式怎么求

发布时间: 2023-12-05 16:33:39

A. 计算机网络原理的计算题(CRC校验和数据传输问题)

第一题:进行模2除法时被除数错了,应该是M*2^4,不是M*2^5,因为多项式是4阶的,在M后面添4个0

B. 求解,计算机网络技术基础详细过程!

1. 在CRC校验中。已知生成多项式是G(x)=x4+x3+1。要求写出信息1011001的CRC校验码。 解:
生成多项式G(x)=11001,为5位,校验余数取4位,按模2除法计算过程如下:
1101010 11001 10110010000
11001 11110
11001 011110 11001 011100 11001 1010 余数R(x)= 1010
CRC校验码=1011001 1010

2. 双方采用CRC循环校验码进行通信,已知生成多项式为x4+x3+x+1,接收到码字为10111010011。判断该信息有无错误。 解:
依题意,生成多项式G(x)=11011,如果信息正确,则模2除法余数应为0
1100101 11011 10111010011 11011 11000
11011 11100 11011 11111 11011 100 结果余数R(x)= 100不为零所以结果有错。

在一个带宽为 3KHZ、没有噪声的信道,能够达到的码元速率极限值为6kbps 码元速率是信道传输数据能力的极限,奈奎斯特(Nyquist)首先给出了无噪声情况下码元速率的极限值与信道带宽的关系:B=2H (Baud)其中,H是信道的带宽,也称频率范围,即信道能传输的上、下限频率的差值。由此可以推出表征信道数据传输能力的奈奎斯特公式:C=2•H•log2N (bps)对于特定的信道,其码元速率不可能超过信道带宽的2倍,但若能提高每个码元可能取的离散值的个数,则数据传输速率便可成倍提高。例如,普通电话线路的带宽约为3kHz,则其码元速率的极限值为6kBaud。若每个码元可能取得离散值的个数为32(即N=32),则最大数据传输速率可达C=2*3k*log2 32=30kbps。
实际的信道总要受到各种噪声的干扰,香农(Shannon)则进一步研究了受随机噪声干扰的信道的情况,给出了计算信道容量的香农公式: C=H*log2(1+S/N) (bps)其中,S表示信号功率,N为噪声功率,由此可见,只要提高信道的信噪比,便可提高信道的最大数据传输速率
希望能帮到你

C. 网络工程师常用计算公式

网络工程师常用计算公式大全

为了方便广大计算机学习者,我下面为你整理了网络工程师经常用到的计算公式,希望对你有所帮助。

单位的换算

1字节(B)=8bit 1KB=1024字节1MB=1024KB 1GB=1024MB 1TB=1024GB

通信单位中K=千,M=百万

计算机单位中K=210,M=220

倍数刚好是1024的幂

^为次方;/为除;*为乘;(X/X)为单位

计算总线数据传输速率

总线数据传输速率=时钟频率(Mhz)/每个总线包含的时钟周期数*每个总线周期传送的字节数(b)

计算系统速度

每秒指令数=时钟频率/每个总线包含时钟周期数/指令平均占用总线周期数

平均总线周期数=所有指令类别相加(平均总线周期数*使用频度)

控制程序所包含的总线周期数=(指令数*总线周期数/指令)

指令数=指令条数*使用频度/总指令使用频度

每秒总线周期数=主频/时钟周期

FSB带宽=FSB频率*FSB位宽/8

计算机执行程序所需时间

P=I*CPI*T

执行程序所需时间=编译后产生的机器指令数*指令所需平均周期数*每个机器周期时间

指令码长

定长编码:码长>=log2

变长编码:将每个码长*频度,再累加其和

平均码长=每个码长*频度

流水线计算

流水线周期值等于最慢的那个指令周期

流水线执行时间=首条指令的执行时间+(指令总数-1)*流水线周期值

流水线吞吐率=任务数/完成时间

流水线加速比=不采用流水线的执行时间/采用流水线的执行时间

存储器计算

存储器带宽:每秒能访问的位数单位ns=10-9秒

存储器带宽=1秒/存储器周期(ns)*每周期可访问的字节数

(随机存取)传输率=1/存储器周期

(非随机存取)读写N位所需的平均时间=平均存取时间+N位/数据传输率

内存片数:(W/w)*(B/b)W、B表示要组成的存储器的字数和位数;

w、b表示内存芯片的字数和位数

存储器地址编码=(第二地址–第一地址)+1

{例:[(CFFFFH-90000H)+1]/[(16K*1024)*8bit]}

内存位数:log2(要编址的字或字节数)

Cache计算

平均访存时间:Cache命中率*Cache访问周期时间+Cache失效率*主存访问周期时间

[例:(2%*100ns+98%*10ns)+1/5*(5%*100ns+95%*10ns)=14.7ns]

映射时,主存和Cache会分成容量相同的组

cache组相联映射主存地址计算

主存地址=(主存容量块数*字块大小)log2(主存块和cache块容量一致)

[例:128*4096=219(27*212)]

主存区号=(主存容量块数/cache容量块数)log2

Cache访存命中率=cache存取次数/(cache存取次数+主存存取次数)

磁带相关性能公式

数据传输速率(B/s)=磁带记录密度(B/mm)*带速(mm/s)

数据块长充=B1(记录数据所需长度)+B2(块间间隔)

B1=(字节数/记录)*块因子/记录密度

读N条记录所需时间:T=S(启停时间)+R+D

R(有效时间)=(N*字节数/记录)/传输速度

D(间隔时间)=块间隔总长/带速=[(N/块化因子)*(块间间隔)]/带速

每块容量=记录长度*块化系数

每块长度=容量/(记录密度)

存储记录的.块数=磁带总带长/(每块长度+每块容量)

磁带容量=每块容量*块数

磁盘常见技术指标计算公式

双面盘片要*2因为最外面是保护面又-2 N*2-2

非格式化容量=位密度*3.14159*最内圈址径*总磁道数

[例:(250*3.14*10*10*6400)/8/1024/1024=59.89MB]

总磁道数=记录面数*磁道密度*(外直径-内直径)/2

[例:8面*8*(30-10)/2*10=6400]

每面磁道数=((外径-内径)/2)×道密度

每道位密度不同,容易相同

每道信息量=内径周长×位密度

[例:10cm×10×3.14159×250位/mm=78537.5位/道]

格式化容量=每道扇区数*扇区容量*总磁道数

[例:(16*512*6400)/1024/1024=50MB]

or

格式化容量=非格式化容量×0.8

平均传输速率=最内圈直径*位密度*盘片转速

[例:[2*3.14*(100/2)]*250*7200/60/8=1178Kb/s]

数据传输率=(外圈速率+内圈速率)/2

外圈速率=外径周长×位密度×转速

[例:(30cm×10×3.14159×250位/mm×120转/秒)/8/1024=3451.4539 KB/s]

内圈速率=内径周长×位密度×转速

[例:(10cm×10×3.14159×250位/mm×120转/秒)/8/1024=1150.4846 KB/s]

数据传输率(3451.4539+1150.4846)/2=2300.9693 KB/s

存取时间=寻道时间+等待时间

处理时间=等待时间+记录处理时间

(记录处理最少等待时间=0,最长等待时间=磁盘旋转周期N ms/周*记录道数)

移动道数(或扇区)=目标磁道(或扇区)-当前磁道(或扇区)

寻道时间=移动道数*每经过一磁道所需时间

等待时间=移动扇区数*每转过一扇区所需时间

读取时间=目标的块数*读一块数据的时间

数据读出时间=等待时间+寻道时间+读取时间

减少等待时间调整读取顺序能加快数据读取时间

平均等待时间=磁盘旋转一周所用时间的一半

(自由选择顺逆时钟时,最长等待时间为半圈,最短为无须旋转)

平均等待时间=(最长时间+最短时间)/2

平均寻道时间=(最大磁道的平均最长寻道时间+最短时间)/2

最大磁道的平均最长寻道时间=(最长外径+圆心)/2

操作系统

虚存地址转换

(((基号)+段号)+页号)*2n+页内偏移网络流量与差错控制技术 最高链路利用率

a:帧计数长度

a可以是传播延迟/发一帧时间

数据速率*线路长度/传播速度/帧长

数据速率*传播延迟/帧长

停等协议最高链路利用率E=1/(2a+1)

W:窗口大小

滑动窗口协议E=W/(2a+1)

P:帧出错概率

停等ARQ协议E=(1-P)/(2a+1)

选择重发ARQ协议

若W>2a+1则E=1-P

若W<=2a+1则E=W(1-P)/(2a+1)

后退N帧ARQ协议

若W>2a+1则E=(1-P)/(1-P+NP)

若W<=2a+1则E=W(1-P)/(2a+1)(1-P+NP)

CSMA/CD常用计算公式

网络传播延迟=最大段长/信号传播速度

冲突窗口=网络传播延迟的两倍.(宽带为四倍)

最小帧长=2*(网络数据速率*最大段长/信号传播速度)

例:Lmin=2*(1Gb/s*1/200 000)=10 000bit=1250字节

性能分析

吞吐率T(单位时间内实际传送的位数)

T=帧长/(网络段长/传播速度+帧长/网络数据速率)

网络利用率E

E=吞吐率/网络数据速率

以太网冲突时槽

T=2(电波传播时间+4个中继器的延时)+发送端的工作站延时+接收站延时

即T=2*(S/0.7C)+2*4Tr+2Tphy

T=2S/0.7C+2Tphy+8Tr

S=网络跨距

0.7C=电波在铜缆的速度是光波在真空中的0.7倍光速

Tphy=发送站物理层时延

Tr=中继器延时

快速以太网跨距

S=0.35C(Lmin/R–2 Tphy-8Tr)

令牌环网

传输时延=数据传输率*(网段长度/传播速度)

例:4Mb/s*(600米/200米/us)us=12比特时延(1us=10-6秒)

存在环上的位数=传播延迟(5us/km)*发送介质长度*数据速率+中继器延迟

路由选择

包的发送=天数*24小时(86400秒)*每秒包的速率

IP地址及子网掩码计算

可分配的网络数=2网络号位数

网络中最大的主机数=2主机号位数-2例:10位主机号=210-2=1022

IP和网络号位数取子网掩码

例:IP:176.68.160.12网络位数:22

子网:ip->二进制->网络号全1,主机为0->子网前22位1,后为0=255.255.252.0

Vlsm复杂子网计算

Ip/子网编码

1.取网络号.求同一网络上的ip

例:112.10.200.0/21前21位->二进制->取前21位相同者(ip)/(子网)

2.路由汇聚

例:122.21.136.0/24和122.21.143.0/24判断前24位->二进制->取前24位相同者10001000 10001111

系统可靠性:

串联:R=R1*R2*....RX

并联:R=1-(1-R1)*(1-R2)*...(1-RX)

pcm编码

取样:最高频率*2

量化:位数=log2^级数

编码量化后转成二进制

海明码信息位:

k=冗余码

n=信息位

2^k-1>=n+k

数据通信基础

信道带宽

模拟信道W=最高频率f2–最低频率f1

数字信道为信道能够达到的最大数据速率

有噪声

香农理论C(极限数据速率b/s)=W(带宽)*log2(1+S/N(信噪比))

信噪比dB(分贝)=10*log10 S/N S/N=10^(dB/10)

无噪声

码元速率B=1/T秒(码元宽度)

尼奎斯特定理最大码元速率B=2*W(带宽)

一个码元的信息量n=log2 N(码元的种类数)

码元种类

数据速率R(b/s)=B(最大码元速率/波特位)*n(一个码元的信息量/比特位)=2W*log2 N

交换方式传输时间

链路延迟时间=链路数*每链路延迟时间

数据传输时间=数据总长度/数据传输率

中间结点延迟时间=中间结点数*每中间结点延迟时间

电路交换传输时间=链路建立时间+链路延迟时间+数据传输时间

报文交换传输时间=(链路延时时间+中间结点延迟时间+报文传送时间)*报文数

分组交换

数据报传输时间=(链路延时时间+中间结点延迟时间+分组传送时间)*分组数

虚电路传输时间=链路建立时间+(链路延时时间+中间结点延迟时间+分组传送时间)*分组数

信元交换传输时间=链路建立时间+(链路延时时间+中间结点延迟时间+分组传送时间)*信元数

差错控制

CRC计算

信息位(K)转生成多项式=K-1K(x)

例:K=1011001=7位–1=从6开始

=1*x^6+0*x^5+1*x^4+1*x^3+0*x^2+0*x^1+1*x^0

=x6+x4+x3+1

冗余位(R)转生成多项式=和上面一样

生成多项式转信息位(除数)=和上面一样,互转

例:G(x)=x3+x+1=1*x^3+0*x^2+1*x^1+1*x^0=1011

原始报文后面增加“0”的位数和多项式的最高幂次值一样,生成校验码的位数和多项式的最高幂次值一样,计算CRC校验码,进行异或运算(相同=0,不同=1)

网络评价

网络时延=本地操作完成时间和网络操作完成时间之差

吞吐率计算

吞吐率=(报文长度*(1-误码率))/((报文长度/线速度)+报文间空闲时间

吞吐率估算

吞吐率=每个报文内用户数据占总数据量之比*(1–报文重传概率)*线速度

吞吐率=数据块数/(响应时间–存取时间)

响应时间=存取时间+(数据块处理/存取及传送时间*数据块数)

数据块处理/存取及传送时间=(响应时间–存取时间)/数据块数

有效资源利用率计算

有效利用率=实际吞吐率/理论吞吐率

例:=(7Mb/s*1024*1024*8)/(100Mb/s*1000*1000)=0.587

组网技术

(adsl)计算文件传输时间

T=(文件大小/*换算成bit)/(上行或下行的速度Kb)/*以mb速度*/

如24M 512kb/s T=(24*1024*1024*8)/(512*1000)=393秒

;

D. 计算机网络题求解答 谢谢

2017年12月28日,星期四,

兄弟,你这照片上的第一题中多项式的指数看不清呀,

没事,我就现在的情形,给你说一下大概的思路,你参考着,再结合题目中实际的参数,再套一遍就能把题目解出来了,

CSMA/CD(Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection)基带冲突检测的载波监听多路访问技术(载波监听多点接入/碰撞检测)。所有的节点共享传输介质。

  • 原理,如下,

    1、所有的站点共享唯一的一条数据通道,

    2、在一个站点发送数据时,其他的站点都不能发送数据,如果要发送就会产生碰撞,就要重新发送,而且所有站点都要再等待一段随即的时间,

    3、对于每一个站而言,一旦它检测到有冲突,它就放弃它当前的传送任务。换句话说,如果两个站都检测到信道是空闲的,并且同时开始传送数据,则它们几乎立刻就会检测到有冲突发生。

    4、它们不应该再继续传送它们的帧,因为这样只会产生垃圾而已;相反一旦检测到冲突之后,它们应该立即停止传送数据。快速地终止被损坏的帧可以节省时间和带宽。

    5、它的工作原理是: 发送数据前 先侦听信道是否空闲 ,若空闲,则立即发送数据。若信道忙碌,则等待一段时间至信道中的信息传输结束后再发送数据;若在上一段信息发送结束后,同时有两个或两个以上的节点都提出发送请求,则判定为冲突。若侦听到冲突,则立即停止发送数据,等待一段随机时间,再重新尝试。

    6、原理简单总结为:先听后发,边发边听,冲突停发,随机延迟后重发。

    7、Carrier Sense Multiple Access就是,要发送和发送中都要进行监听,

    8、有人将CSMA/CD的工作过程形象的比喻成很多人在一间黑屋子中举行讨论会,参加会议的人都是只能听到其他人的声音。每个人在说话前必须先倾听,只有等会场安静下来后,他才能够发言。人们将发言前监听以确定是否已有人在发言的动作称为"载波监听";将在会场安静的情况下每人都有平等机会讲话成为“多路访问”;如果有两人或两人以上同时说话,大家就无法听清其中任何一人的发言,这种情况称为发生“冲突”。发言人在发言过程中要及时发现是否发生冲突,这个动作称为“冲突检测”。如果发言人发现冲突已经发生,这时他需要停止讲话,然后随机后退延迟,再次重复上述过程,直至讲话成功。如果失败次数太多,他也许就放弃这次发言的想法。通常尝试16次后放弃。

    9、核心问题:解决在公共通道上以广播方式传送数据中可能出现的问题(主要是数据碰撞问题)

    包含四个处理内容:监听、发送、检测、冲突处理

监听:

通过专门的检测机构,在站点准备发送前先侦听一下总线上是否有数据正在传送(线路是否忙)?

若“忙”则进入后述的“退避”处理程序,进而进一步反复进行侦听工作。

发送:

当确定要发送后,通过发送机构,向总线发送数据。

检测:

数据发送后,也可能发生数据碰撞。因而,要对数据边发送,边检测,以判断是否冲突了。

冲突处理:

当确认发生冲突后,进入冲突处理程序。有两种冲突情况:

① 侦听中发现线路忙

② 发送过程中发现数据碰撞

① 若在侦听中发现线路忙,则等待一个延时后再次侦听,若仍然忙,则继续延迟等待,一直到可以发送为止。每次延时的时间不一致,由退避算法确定延时值。

② 若发送过程中发现数据碰撞,先发送阻塞信息,强化冲突,再进行监听工作,以待下次重新发送

10、

先听后说,边听边说,边说边听;

一旦冲突,立即停说;

等待时机,然后再说;

注:“听”,即监听、检测之意;“说”,即发送数据之意。

11、在发送数据前,先监听总线是否空闲。若总线忙,则不发送。若总线空闲,则把准备好的数据发送到总线上。在发送数据的过程中,工作站边发送边检测总线,是否自己发送的数据有冲突。若无冲突则继续发送直到发完全部数据;若有冲突,则立即停止发送数据,但是要发送一个加强冲突的JAM信号,以便使网络上所有工作站都知道网上发生了冲突,然后,等待一个预定的随机时间,且在总线为空闲时,再重新发送未发完的数据。

12、

CSMA/CD网络上进行传输时,必须按下列五个步骤来进行

(1)传输前监听

(2)如果忙则等待

(3)如果空闲则传输并检测冲突

(4)如果冲突发生,重传前等待

(5)重传或夭折

补充一个重要的知识点:

要使CSMA/CA 正常工作,我们必须要限制帧的长度。如果某次传输发生了碰撞,那么正在发送数据的站必须在发送该帧的最后一比特之前放弃此次传输,因为一旦整个帧都被发送出去,那么该站将不会保留帧的复本,同时也不会继续监视是否发生了碰撞。所以,一旦检测出有冲突,就要立即停止发送,

  • 举例说明,

    A站点发送数据给B站点,当A站通过监听确认线路空闲后,开始发送数据给B站点,同时对线路进行监听,即边发送边监听,边监听边发送,直到数据传送完毕,那么如果想要正确发送数据,就需要确定最小帧长度和最小发送间隙(冲突时槽)。

  • CSMA/CD冲突避免的方法:先听后发、边听边发、随机延迟后重发。一旦发生冲突,必须让每台主机都能检测到。关于最小发送间隙和最小帧长的规定也是为了避免冲突。

  • 考虑如下的情况,主机发送的帧很小,而两台冲突主机相距很远。在主机A发送的帧传输到B的前一刻,B开始发送帧。这样,当A的帧到达B时,B检测到冲突,于是发送冲突信号,假如在B的冲突信号传输到A之前,A的帧已经发送完毕,那么A将检测不到冲突而误认为已发送成功。由于信号传播是有时延的,因此检测冲突也需要一定的时间。这也是为什么必须有个最小帧长的限制。

  • 按照标准,10Mbps以太网采用中继器时,连接的最大长度是2500米,最多经过4个中继器,因此规定对10Mbps以太网一帧的最小发送时间为51.2微秒。这段时间所能传输的数据为512位,因此也称该时间为512位时。这个时间定义为以太网时隙,或冲突时槽。512位=64字节,这就是以太网帧最小64字节的原因。

  • 以上信息的简单理解是:A发送一个帧的信息(大小不限制),B收到此帧,发现有冲突,马上发送包含检测到了冲突的信息给A,这个冲突信息到达A也是需要时间的,所以,要想A成功发送一个帧(并知道这个帧发送的是否成功,冲没冲突)是需要这个帧从A到B,再从B到A,这一个来回的时间,

    也就是说,当一个站点决定是否要发送信息之前,一定要先进行线路的检测,那么隔多长时间检测一次合适呢(在没有检测的期间是不进行数据的发送的,因此也就不存在冲突),这就要看, 一个电子信号在这两个站点之间跑一个来回的时间了,试想一下,如果这个信号还没有跑到地方,你就开始检测,显然是浪费检测信号的设备资源,然后,A站点发送一个电子信号给B站点,信号经过一段时间到达了B站点,然后假设B发现了冲突,马上告诉A,那么这个电子信号再跑回A也需要一段时间,如果当这个信号在路上的时候,A就开始检测是不是有冲突,显然是不合适的,因为,B发送的冲突信号还在路上,如果A在这个时间段就检测,一定不会发现有冲突,那么,A就会继续发送信号,但这是错误,因为已经有冲突被检测出来,因此,A这么做是错误的,所以,A要想正确发送一个电子信号给B,并且被B正确接收,就需要,A发送一个电子信号,并等待它跑一个来回的时间那么长,才能确认是没有冲突,然后再继续发送下一个信号,

  • 这个电子信号跑一个来回的时间,是由站点间的距离s、帧在媒体上的传播速度为v(光速)以及网络的传输率为r(bps)共同决定的,

  • 那么,假设电子信号跑一个来回的时间是t,则有如下式子,

    t=2s/v;

    又有,假设在时间t内可以传送的数据量(最小帧)为L,则有如下式子,

    L=t*r;解释:这个就是说,一个电子信号从A跑到B需要t这么长时间,又因为电子信号几乎接近光速,因此,即使在t这么短的时间内,我仍然可以不停的发送很多个电子信号,这样就形成了一串二进制数列在t这个很小的时间段内被从A发送出去,那么我在t这个时间段内究竟能发送出去多少的电子信号,就要看我的传输率r是多少了,因为有这种关系,所以就形成了最小帧的概念,

  • 将 L=t*r 变形为 t=L/r,并将 t=L/r 带入 t2s/v,得到式子:L/r=2s/v,

  • 再将,题目中给出的数据带入上式,得到

    2500字节/(1G bps)=2s/200000(Km);将单位统一后,有下式:

    (2500*8)/(1024*1024*1024)=2s/200000(Km);继续计算,得:

    s=1.86Km,

  • 若1Gbps取值为1000*1000*1000,则s=2Km;

兄弟,我这个利用工作空隙给你写答案,你别着急啊,现在是12:48,第三题,我抓紧时间帮你算。