数据与计算机通信中文版课后

1、数据与计算机通信课后习题参考答案第2章的参考答案2.1答案：设发送消息的蓝军为 A，另外一个蓝军为B。再设步兵由一头到量外 一头所用的时间为t,可以定义两军的通信协议如下：(1) A发送消息后2t时间内还灭有收到B的确认，则重发，直到收到确认。(2) B收到消息后，立即发送去确认知道不再收到A的消息。(3) 若在中午之前t时刻，A还没有收到B的确认信息，或者B在中午前的 2t时间内还继续收到A发来的消息，则第二天进攻。2. 3答案：(1)预定(A) 客人(Guest)向主人(Hosts)发出要 Pizza 的 Request(B) 主人接受请求，提起电话拨 Pizza饼店，在电话中提出预定的种

2、类和数 量。(C) Pizza店的外卖服务生(Order Clerk)填好订单，然后传送给 Pizza Cook。 完成；(2)送货(A) Pizza Cook将做好的Pizza饼给服务生；(B) 服务生在订单上签字后送给送货车司机，司机开车取送货，沿道路送 往订货人的地点；(C) 送货车司机到达后，拿出定单和主人交接；(D) 主人将送来的Pizza饼再送给客人(Guest)2.4答案A.英文(1)中国总理与英文翻译之间:(a) 中国总理对自己的英文翻译说中文；(b) 中国翻译将中文翻译成英文后给法国总理的英文翻译；(2)法国总理与英文翻译之间(a) 法国总理的英文翻译接收中国总理的英文翻译给

3、自己的英文翻译;(b) 将英文翻译成法文，然后给法国总理，反之亦然。B.这三者之间要实现一种类似于电信系统中三方通信之类的过程：(1) 中国总理拿起电话，说中文给中文/德文翻译(2) 德文翻译把中文翻译成德文，然后通过电话线传送给法国总理的德文/法文 翻译(3) 德文/法文翻译将接收到的德文翻译成法文(4) 德文/法文翻译将翻译过来的法文给法国总理听2. 7答案a. 在分段情况下，都需要包含 N层数据首部的拷贝b. 在组合的情况下，可以用一个N层的数据首部组合成单一的N 1层PDU。第3章的参考答案3. 1答案a. 因为多点配置是共享的广播信道。b. 集中方式是一种主从工作方式(可以采用轮询、

4、排队、优先选择、令牌环的 标记轮转或其它策略)，优点是能够实现优先级、信道流量等控制功能，最主 要缺点是如果主站故障，易全网瘫痪。非集中方式也称分布式方式，可采用类似以太网的争用或者非主从轮转等策 略，争用方式的信道分配算法相对复杂，而轮转方式效率低下。主要优点是， 任一站点的故障不影响其它站点使用信道，除非它处于不停地向网上发信息的 死循环状态。3. 4答案x(t) 12 15cos200 t 20sin 200 t 5cos400 t 12sin 400 t3451212 25(cos200 t sin 200 t) 13( cos400 t sin 400 t)5513133 512 2

5、5sin(200 t arctg ) 13sin(400 t arctg )4 123. 8答案表示一个方波需要有无限多个强度递减的高频成分，这意味着这个方波有无限的带宽，而在实际中的数字传输系统只能有有限的带宽，所以必须将该方波的无限带宽限制在有限带宽范围之内,也就是说，将带宽限制在集中了信号绝大多数能量的范围之内，所以我们通常用作为门限来定义另外一个方面，我们也可以看出，方波越窄，象波的幅度降低得越慢，而它得 带宽也就越宽另答：表明数字信号波形具有无限带宽然而，对于实际数字传输系统来说，它不必需要包含无限多个强度递减的高 频成分的理想方波，图3.5(b )中的方波频谱中，从零频率到该频域函

6、数曲线的第 一个过零点之间包含了该信号整个能量的 90%，因此矩形脉冲信号的带宽可限制 在该区间内。通常信号带宽定义是其半功带宽。半功率带宽是信号f(t)一个频率区间，在该区间内的频率分量对f(t)功率的贡献是整个信号功率的一半。图3.5(b)中的方波频谱中S(f)为X时所对应的f值，是该信号的半功带宽311答案a源点的数据速率为：480 500 log 2 32 36 MbpsbC=Blog 2(1 S/ N) Blog 2(1 SNR)35 10log 2 (1 SNR)而 SNR 10 3.5B 4.5 MHz52.5 MbpsC Blog 2(1 SNR) 4.5 106 log(1

7、103.5 )C. 减少象素；减少每秒传输的画面数。312 答案N 228.6dBw 10lg10 4 10lg10 7228.6 40 70118.6dBw313 答案3 10lg SURSUR 100.3而 B 300HzC Blog 2(1 SUR) 476.43bps314 答案a.C 2Blog 2 MB 1200b.C 2Blog2 M 2B 8B 1600Hz3.15 答案热噪声N 228.6dBw 10lg(50 273.15) 10lg10 4 228.6 25 40 163.6dBw3. 17答案C Blog2(1 SUR)SUR 100.83(SUR)dB 10lg100

8、.83 20dB 3. 19答案Eb(b)dB SdBw 10lg R 228.6dBw 10lg TEc12.04dBEb12.04dBN。另解：已知C=20NIbps, B=3MHz0根据香农容量公式Cs = Blog2(l + SNR),有 C=20xl06 =6.671 + SNR = 2 劇1 + SNR 102SNR= 101补充作业：言号码源2设采用异步传输，1位起始位，2位终止位，1位奇偶位，每 位，对下述速率，分别求出相应的有效数据速率(b/s):(1) 300Baud 600Baud 1200Baud 4800baud答：异步传输的数据效率为7/11，而每一个信号码源2位，

9、714R B log2 M ，所以 R 2B B1111714(1)R2BB381.8b/s1111R7_2B%763.6b/s1111R72B%15273/s111114b6109.1b/s第5章的参考答案5. 3答案E-NRZ的优点：(1) 增加检验比特，使得编码具有检错功能：，可使直流分量消(2) 增加的检验比特使得整个 8比特字中有奇数个“ 1 失；(3) 将2、3、6、7比特翻转，可以实现字同步。 缺点：增加数据冗余，使编码的复杂度增加。5. 4答案n5. 5答案a证明：设发送的数据位为接收到的数据位为 则有弘1 = f mod 2=(b竝-21( %亠 )inod 2 - bffl

10、 J mod 2 1)当1亠=0时 昭=(鮎nxM )mod 2=am 习当叽_11时若馮=0* amr = (01) mod 2-1 mod 2 = 0 = am 若 1, amr (1 1) mod 2-1 mod 2 1 b. AMI编码5. 6答案 NRI-LNRZIBAMI伪三码MAND-MAN0 10 0 11 1 05. 7答案1110 0 110 10注意时钟的起位置：（见中文书中P131页）;1 ;1;1I o|o1 ;1 |o| 1;o|IIIIIIIIIII-LTLrLrrLTLLrLrrLLrTLrIIIIIIIIIII5. 8答案二迸制比特流NRZ丄NRZI双极性AM

11、I 伪三进制码曼彻斯特差分曼彻斯特1 I I I I I r5. 9答案错码出现在第7比特上，该位的前一个“ 1”使用负脉冲，所以该字节应使用 正脉冲。5. 11答案首先分析信号信号载频Hz,或者说该正弦载波的周 期为10-6s (lgs),而每个信号单元持续时间为10勺(10gs). 因此每个信号单元包含10个周期的正弦波，5. 13答案 由J70 NR推得S _ Kh R N %巧已知帶宽效率R/BLO,根据BER= 10 查图54得到ASK / FSK:SW崔二兔/N13.5dB SNR-22.39PSK / QPSK: gmEb/N0=lQ.5dB SNR=11.22Q(SNR)dB

12、( )dBN0BT卡R而 1.0Bt差错率为10 6时,各种调制方式的Es/N0分别为:ASK:13.5dBFSK:13.5dBPSK:10.5dBQPSK:10.5dBS对于 ASK,FSK:( )dB=13.5+10lg1=13.5dBNSQSK:( )dB=10.5+10lg0.5=7.5dB第6章的参考答案6. 1答案(a)20%额外开销率为20%传输速率:2400b/s=240w/s传输时间为籍41.67s(b)0.59%8000 48额外开销:48 10 480bit8048 传输一帧：3.35s2400共I0000 101000总耗时:10 3.35 33.5s(c)异步、同步额

13、外开销不变。耗时：异步：41.6710=416.7s同步：100 3.35=335s(d)耗时：异步：10000104.2s9600/10同步：传输帧耗时：8048 =0.8383s9600共耗时:100 0.838383.83s6. 5答案不发生帧差错，则8+ 1比特总误差不超过50%,即小于50%/9 = 5.6%,精 确率在95%以上。另解：设能够容忍的时钟精确率的百分比为 x% ,(8 1 2)(100 x) 5%x 95.5能够容忍的时钟精确百分比为95.5%第7章的参考答案7. 2答案1v1 2a50%t prop atframe20msl /4kQ a 0.5l 160帧长度应大

14、于160bit7. 3答案270msa2701000 /IMpbs1(a)u12a0.0018(b)uw70.012612a1 540(c)uw1270.228612a1 540(d)uw2550.4591 2a 1 5407. 5答案100%当窗口大小w 2a 1时，信道得利用率为应取w 2a 1ttropt frameL tB/R1) 1帧号字段的长度应为n二log2(2L R tB7. 11答案R =11010T =7. 17答案冇点Ab0i7345(570101234567010123456701Q1234557010113457010i234s6701Q12345670L7. 18答

15、案问题在于接收方无法通知发送方是否收到了其补发的帧7. 19答案REJ:发送方重发第N(R)帧及其后的各帧，接收方丢弃N(R)及其以后的各帧; SREJ:发送方重发第N(R)帧，接受方继续接收并保存已收到的帧。7. 20答案假设控制字段长8bit, FCS长16 bit，则在一帧中数据比例为1024 4 8 16102484.6%假设该链路可用GO-BACK-N差错控制，则窗口尺寸可达 7ca 65%数据的比特吞吐量为:1M 84.6% 0.65% 550Cbit/s7. 24答案根据题意知窗口序号为3比特，以8为模。因可以连续发送6帧，可断定采用 回退N帧ARQ而不是选择拒绝ARQ。因是无差

16、错操作，当发送的第6帧信息帧的轮询位置1,从站将给予RR或 RNR应答，由于发送6帧信息前主站的N(S)为3,之后发送的信息帧的N(S) 从4开始，因此，从站返回的N(R)计数值为2,表示已接收到了 4、5、& 7、 0和1帧，可以接收的下一帧的序号是 2。N(R)= 0107. 26答案该题实际上是问该B/S模式应用究竟是回退N帧ARQ还是选择拒绝ARQ效率更高？回退 N 帧 ARQ 会增加网上流量和服务器重传的信息量，尤其当线路质量不 好时，服务器发送的数据量会剧增。选择拒绝 ARQ 会使接收和发送逻辑更复杂一些，尤其会加重服务器接收缓 冲的负担。WEB 服务器因接收信息量小，发送信息量大

17、， 选择拒绝 ARQ 的缺点对其影 响相对较小，倒是重传信息量是主要问题。因此 选择拒绝 ARQ 对减轻 WEB 服务器负担可能更好一些。第七章补充作业：1. 若数据链路的发送窗口限度（尺寸）为 4，在发送 3 号帧，并接受 2号帧的确 认帧后，发送方还可连续发几帧？请给出可发帧的序号？2. 两个相邻的节点（A和B）通过后退N帧ARQ协议通信，帧顺序为3位，窗口 大小为 4。假定 A 正在发送， B 正在接收，对下面两种情况说明窗口的 位置： A 开始发送之前 A发送了 0，1，2三个帧，而B应答了 0，1两个帧 A发送了 3, 4，5三个帧，而B应答了第4帧2.知数据帧长1024比特，其中帧

18、头24比特，数据速率500kb/s，线路的传播延迟为5ms，试计算： 采用停等协议，求最大的信道利用率。 设滑动窗口 W=2a+1 ,求窗口至少有多大？第10章的参考答案10. 2答案a)电路交换中, 0.2 4端对端的时延：3200D0.537960096000.004)数据报分组情况下：(3200)(1024 16(1024( 96000.4493b)电路交换：s L n虚电路交换：S (P数据报分组交换：(丄P4 0.001)HB1)(曽1)(PN D)N D)虚电路中，时延为：32001024 160.2 (1)(4 0.001)1024匸0.2 4 (0.108330.849310.

19、 4答案A) Star: hops = 3B) Ring:结点N为奇数时，结点N为偶数时，hops = Nn 1N 2n1 2n12即有一半的节点位于第n层。同理，从根到第n-1层的通路为n-2 跳,第n-1层 节点数为2n-2，当n很大时，有2n 2 N2n 2 2n/4(n-1) +1C) Fully Mesh: hops = 2 10. 5答案根据二叉树性质，第i层节点数为2i-1，设根在树中的层号是1,最深的层号 为n，则二叉树的节点总数为“n ci 11 (2n 1) on .N 221i 121122 因此，由根到各节点的的通路平均跳数为由根到第n层的通路的跳数为n-1，第n层节点

20、数为2n-1，当n很大时，有1 1 1L -(n 1)尹(n 2) ?(n 3) L.1i 1 i 2f if(tempLh-1i)1212每个节点对之间的通路的平均跳数是节点到根的平均跳数的2跳。,即 2L=2n-410. 6答案Anm为二维数组,存放图的带权的邻接矩阵：Aij表示结点(i与j)之间的距离；起始点为S=0；布尔变量ISFinished表示寻找最短路径计算结束； Lhn表示第h次迭代时各结点到源点的最短距离；Rn 维数组，记录结点到源点路径上的前一个相邻节点迭代的Lh-1n与Lhn不变化时，表示结束。ISF ini shed=false;s=0;h=0;for(i nt i=0

21、;I n;i+)if (i!=s)Lhi=;Ri=s;Lhs=0;while (!ISFi nished)n+;Lhs=0;for (i ni=0;i n ;i+)temp=pfor(i nt x=0;i n; x+)if(Lh-1x+Axi)temp)y=x;temp=Lh-1x+Axi;当前后两次Ri=y;Lbi=temp;ISFinished=true;For(int j=0;jn;j+) if(Lh-1j!=Lhj)ISFinished=false;/while;另一种答案：? BELLMAN-FORD(G)?for each vertex u in Vinitialize verte

22、x 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 :=uend ifend forend forfor each edge (u,v) in Eif (w(u,v) + du dv)return (false, , ) edge (u,v) was not minimized? else? edge (u,v) was minimizedend for

23、 return (true, p, d)L_current0 = 0;for (v = 1; v n; v+) do fixed_count = 1;L_currentv = w0v;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_newv = L_currentv) fixed_count+; while (fixed_count n);1014 答案Dijstra 算法和 Bellman 算法总是能

24、够得到相同的结果；( 1) Dijstra 算法科得到一条最小路径，则从其源端点到目的点必有一条路 经，于是 Bellman-Ford 算法必能找出此路径，因此由 Dijstra 找出的最 小路径必可由 Bellman-Ford 找到。(2) 若由 Bellman-Ford 算法可得到一最小路径，则不论其路径数为多少， 都必须经过一定数目的结点，于是 Dijstra 算法又将遍历所有结点，所 以此路径经过结点都将由 Dijstra 描述过，则此路径必将包括在 Dijstra 算法的结果中。实际上， Bellman-Ford 算法类似于洪泛式的算法，而 Dijstra 则是按部就班， 步步为营，

25、两者方法不同，结果却完全吻合。1015 答案证明：(1 当 n = 0 时，显然有 L(i, j) w(i,j);( 2)假设当 n=k 时，对 n 0,1, ,N 1,Lk(i, j) minLk 1(i, j),Lk 1(i,k) Lk 1(k, j)则当n k 1 寸，若对n 0,1, ,N 1,都有 Lk(i, n) Lk( n,j) Lk(i,j)则显然Lk i (i,j)二Lk(i, n),否则，设存在一条更小的路径，其顶点必由Lk (i, n)出发经n顶点而到达j，显然此顶点n落在0, , N 1，不然Lk(i, n) 不为最小路径，与已知相矛盾，此时仍有：Lk 1(i, j)

26、min Lk(i, j),Lk(i,n) Lk(n, j)综上所述，原命题成立。10. 10答案TL(1)L(3)LL(5)L(6)12332ooOO22,43323oo32,4,13323oo42,4,1,33323852,4,1,3,53323561,2,3,4,5,6,3323510.16答案A. 3+9+2=14B. 3+9+22+45+103=18210. 23答案两者都是必要的。因为在第三层分组中采用的流控和差错控制虽然在格式与处理上与HDLC相似，但因其分组中具有的 D字段可以实现对于本地的或者是端对端的流控。 而第二层的链路层则采用LAPB（ HDLC的子集）来实现大多数的链路

27、控制与数 据传输，但不提供分组层中D字段具有的功能。10. 24答案X. 25的分组格式中确实没有FCS字段，但它作为PDU被传递到链路层是 由链路层协议将其封装为LAPB帧，从而加上了 FSC字段，这样可以确保传输 LAPB帧中的数据域，从而保证 X . 25分组被正确地传递了。10. 26答案因为X .25允许一个DTE与另一个DTE之间通过一条物理 DTE-DCE链路, 同时建立4095条虚电路，所以两个通信地站点虽然使用不同的虚电路号，但实 际上是通过同一条虚电路进行的通信，即使用复用的方法使一条物理链路为多个 站点所使用。第10章补充作业:对下图采用Dijkstra算法计算节点1到节

28、点6的最短通路树，给出计算过程。第 11 章的参考答案111 答案UNI 的信元头只有八位的虚通道标识符，但比 NNI 的信元头多了 4 位的一 般流控制， NNI 的虚通道标识符有 12 位。除了作为固定长度的分组被传输外， UNI 与 NNI 各有如下作用：UNI 信元：拥有一般的流控制字段可以减轻网络中的短期超负荷状态；NNI 信元：拥有更长的虚通道标识符位数， 使网络内部可以运行更多的虚通 道。112 说明 UPI 和 UCI 的作用和区别。VPI :虚通道标识符用于标识特定的虚通路链路；VCI ：虚通路标识符为给定的虚通道连接标识出特定的虚通道，也用于端用 户到端用户的路由选择。11

29、3 ATM 有哪几种连接方式？各有何特点？ATM 连接方式有:（1）虚通路连接（UCC）:它是ATM网络中最基本的交换单元，经过 网络在两个端用户之间建立，通过这条连接所交换的是速率可变 的，全双工的，固定长度的信元流，也可用于用户与网络以及网 络之间的交换；（2）虚通道连接（UPC）：将共享网络中相同通路的连接分成一组，使网络管理工作可以针对为数不多的连接组， 而不是大量的单连接114 ATM 的业务类型有哪些？各有何特点？ATM 的业务类型有：（1）实时服务：包括恒定比特率（CBR）的服务，用于支持在整个连 接期间需要具有连续可用的恒定数据率的应用，以及实时可变比 特率（rt VBR）类服

30、务倾向于时间敏感的应用；（2）非实时服务：包括非实时可变比特率以及不指明比特率的服务。115 AAL 协议有哪几类？各有何作用？ AAL 层有几个子层？各有何作用？共有 4 类：AAL 类型 1：处理恒定的比特流；AAL 类型 2：适用于模拟应用的可变比特率信息处理；AAL 类型 3/4：提供面向连接或无连接的服务，以及服务可以使报文方式或 是流方式；AAL 类型 5：为了向高层的面向连接的协议提供流水线传输能力；AAL 层有汇聚子层， 用来提供 AAL 支持的具体应用所需功能， 以及拆装子 层，负责把从 CS 上接到的信息打包形成传输信元，并在另一端将信息解包。 116 帧中继的主要特点。在

31、如下几点上区别于 X 25：（1） 呼叫控制信令和用户数据在各自独立的逻辑连接上传输，中间结点不需要维护状态表或者处理基于单连接的呼叫控制相关报文；（2） 逻辑连接的复用和交换发生在第二层而不是第三层，减少了整整 一层的处理；（3） 从一跳到另一跳之间没有流控制和差错控制。如果确定应用了端 到端的流控制和差错控制，那么它们将由高层负责； 它使通信处理过程度为流水线作业， 用户与网络之间的接口所需要的协议功 能得到简化。第12章的参考答案12.1什么叫拥塞控制？引起拥塞的原因以及需要进行拥塞控制的原因有哪些？ 拥塞控制是指网络中的分组数量维持在一定的水平之下，超过这个水平，网络的性能就会急剧变化

32、。拥塞的原因：在每一个网络节点中，如果分组到达和排队的速率超出分组 能够被传输的速率，队列的长度就会不断的增长，分组的延时也会越来越长，从 而导致拥塞。进行拥塞的原因：拥塞会使网络性能急剧恶化，分组丢失，所以要进行控制。12. 2简述拥塞控制的方法。 答：拥塞控制通常有如下方法：(1)反压：在链路或逻辑连接的基础上实施，使目的节点减缓或阻止本身的 入口链路上的通信量并将这一限量反向传播信源，则信源会限制新的分 组流入网络；(2)阻流分组：是拥塞的节点产生的控制分组，并将被传回源结点以限制通 信流量；(3) 隐式拥塞信令：根据分组时延使源站检测到拥塞，并据此减缓流量； 显示拥塞信令：网络会对网络

33、中正在形成的拥塞向系统发出警告，而端 系统则应采取措施减低对网络的供给负荷。第13章的参考答案13. 3答案 总共需传输的比特数：44L 100 108800 10 bitsA) 采用电路交换和星形拓扑结构的局域网共用的时间为：L/R 800 104/64 103 125us有效的吞吐量为64Kb/s。B) D=1Km,B=1Mb/s,P=256bittp D /200m/us 5us分组个数：p (800 104/(256 80)1) 43011 个总的数据量：L 43011 256 11010816bittf L/ B 11s确认分组的传输时间：tr 88/B 88usT tf 2tp t

34、f， 11.000099s有效吞吐量为:R有效4800 1011.00009972.7273 104b/s 0.73Mb/s D=1Km,B=10Mb/s,P=256bittp D /200m/us 5us分组个数：p (800 104 /(256 80)1) 43011 个总的数据量：L 43011 256 11010816bit 11.010816Mb/stf L/ B 1.1s确认分组的传输时间：tf， 88/B 8.8usT tf 2tp tf， 1.1000088s有效吞吐量为:R有效4800 1011.00009972.7273 104b/s 7.3Mb/s D=10Km,B=1M

35、b/s,P=256bittp D /200m/us 50us分组个数：p (800 104/(256 80)1) 43011 个总的数据量：L 43011 256 11010816bit 11.010816Mb/stf L/ B 11s确认分组的传输时间：tf 88/B 88usT tf 2tp tf，11.000188s有效吞吐量为:800 104R有效11.000088472.7273 10 b/s 7.3Mb/s D=1Km,B=50Mb/s,P=256bittp D /200m/us 5us分组个数：p (800 104/(10000 80) 1) 808 个总的数据量：L 808 1

36、0000 80800006bit 8.08Mb/stf L/B 0.6s确认分组的传输时间：tr 88/B 1.76usT tf 2tp tr 0.1600176s有效吞吐量为:800 104R有效50Mb / s0.16C) tp 2D /200m/ us N / B将b部分的数据代入即可求得tf，从而T tf tp有效吞吐量为:R有效800 104134参考答案R= 10Mb/s , d= 1Km(a) tp d /200m / us 5ust tp L/ R 5us 100us 105us(b) 2tp 2d /200m/ us 10us ；相当的比特数：p 10 10 6 10 106

37、 100bit135 参考答案R= 10Mb/s , d= 1Km(a) tp d/200m/us 5ust tp L/ R 5us 10us 15us(b) 2tp 2d/200m/us 10us ；1000bit相当的比特数： p 10 10 6 100 106 136 参考答案(a) 200m/us/1M200m(b) 200m/us/40M 5m；第14章的参考答案第14章补充作业: 第四章答案22. 一个1km长的10Mb/s的CSMA/CD局域网（不是802.3）,其传播速度 等于每微秒成功后的第一个时槽被留给接收方，用来捕获信道并发送一个32bit的确认帧。假定没有冲突发生，有效

38、数据速率（不包括开销）是多少？解答：电缆的来回路程传播时间是 10卩s（= 1000 200X2）。一个完整的传 输有4个阶段：发送方获取电缆（10卩s）发送数据帧（25.6卩s）接收方获取电缆（10卩s）发送确认帧（3.2卩s）4个阶段的时间总和是48.8卩S,在这期间共发送224个数据比特。224十48.8 4.6Mb/s。因此，有效数据速率 4.6Mb/s。24.考虑建立一个CDMA/CD网，电缆长1km，不使用重发器，运送速率 为1Gb/s。电缆中的信号速率是200000km/&问最小帧长度是对少？解答：对于1km电缆，单程传播时间为1十200000= 5X 10 6s，即5卩s,来回路程传播时间为2t = 10卩S。为了能够按照CDMA/CD工作，最小帧的发射 时间不能小于10卩s。以1Gb/s速率工作，10卩s可以发送的比特数等于：10 1010 910000因此，最小帧是10000位或1250字节长。27.当数据传输速率位5M