计算机网络|运输层 笔记

运输层协议概述

运输层向应用层提供通信服务，属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层。
当两个主机进行端到端通信时，只有位于网络边缘部分的主机的协议栈才有运输层，而网络核心部分中的路由器只用到底下三层的功能。
网络层是为主机之间提供逻辑通信；
运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。

TCP/IP运输层有两个主要协议

传输控制协议 TCP (Transmission Control Protocol)

面向连接的协议，提供面向连接服务；
其传送的运输协议数据单元是报文段；
支持点对点单播，不支持多播、广播；
提供可靠服务；
复杂。用于大多数应用，如：万维网WWW、电子邮件SMTP、文件传送FTP

用户数据报协议 UDP (User Datagram Protocol)

无连接的协议，提供无连接服务；
其传送的运输协议数据单元是 UDP 报文或用户数据报；
支持单播、多播、广播；
不提供可靠交付；
简单。适用于很多应用，如：域名解析服务DNS、动态主机配置DHCP、路由选择RIP、多媒体应用等

端口

运输层使用协议端口，来标识某个应用进程
基于端口的复用和分用功能
端口用16位端口号进行标志，允许有65535个不同端口号
端口号只具有本地意义，不同主机端口号无联系
两主机通信，不仅要知道对方IP地址，还需要知道对方端口号

服务器端使用的端口号

熟知端口号 0-1023
登记端口号 1024-49151 在IANA登记防止重复

客户端使用的端口号

短暂端口号 49152-65535，留给客户进程暂时使用

常用熟知端口

UDP
111 RPC
53 DNS
69 TFTP
161 SNMP
162 SNMP(trap)
TCP
25 SMTP
20 21 FTP
23 Telnet
80 HTTP
443 HTTPS

用户数据报协议UDP

只在IP数据报服务增加了
应用对传输层的复用和分用的功能（使用端口号标识应用进程）
差错检测的功能

UDP的特点

UDP 是无连接的，发送数据之前不需要建立连接。
UDP 使用尽最大努力交付，即不保证可靠交付。

UDP 没有拥塞控制，网络拥塞不会降低源主机发送速率。实时性好。
UDP 的首部开销小，只有 8 个字节。

UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
UDP 是面向报文的

发送方的 UDP 对应用程序交下来的报文，既不合并，也不拆分，在添加首部后就向下交付 IP 层。
应用层交给 UDP 多长的报文，UDP 就照样发送，即一次发送一个报文。

接收方 UDP 对 IP 层交上来的 UDP 用户数据报，在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程，一次交付一个完整的报文。

应用程序必须（负责）选择合适大小的报文。
若报文太长，在IP 层可能要进行分片，这会降低 IP 层的效率。
若报文太短，会使 IP 数据报的首部相对长度太大，降低了传输效率。

UDP的首部格式

数据字段
首部字段
共8字节，4个2字节字段
源端口、目的端口、长度、检验和
长度：UDP数据报总字节数，首部+数据
检验和：采用二进制反码求和

TCP

TCP特点

TCP 是面向连接的协议，每一条 TCP 连接只能是点对点的。
TCP在无连接的、不可靠的 IP 网络服务基础之上提供可靠交付的服务。
TCP面向字节流。TCP 把应用程序交下来的数据看成是一连串字节流。

TCP 不关心应用进程一次把多长的报文发送到 TCP 缓存。
TCP 对连续的字节流根据具体情况（对方接收能力、拥塞、数据量等）进行分段，形成 TCP 报文段。
TCP 可把太长的数据块划分短一些再传送。
TCP 也可等待积累有足够多的字节后再构成报文段发送出去。

每一条 TCP 连接有两个端点。
TCP 连接的端点不是主机，不是主机的IP 地址，不是应用进程，也不是运输层的协议端口。
TCP 连接的端点叫做套接字 (socket) 或插口。
端口号拼接到 IP 地址即构成了套接字。
每一条 TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定。
套接字socket =(IP地址:端口号)

TCP报文段的首部格式

首部最小长度是20字节，TCP 传送的数据单元称为报文段

• 源端口、目的端口 各两字节

• 序号 4字节 指本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。 TCP 为每一个字节都编一个序号。

• 确认号 4字节 期望收到对方下一个报文段数据的第一个字节的序号

• 数据偏移 4位。它指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远。“数据偏移”的单位是 32 位字（以 4 字节为计算单位）

• 保留字段 6位，置零

• 紧急URG 当 URG = 1 时，表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据，应尽快传送(相当于高优先级的数据)。

• 确认 ACK —— 只有当 ACK =1 时确认号字段才有效。当 ACK =0 时，确认号无效。

• 推送 PSH (PuSH) —— 接收 TCP 收到 PSH = 1 的报文段，就尽快地交付接收应用进程，而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。
  （很少使用）

• 复位 RST (ReSeT) —— 当 RST=1 时，表明 TCP 连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），必须释放连接，然后再重新建立运输连接。

• 同步 SYN —— 同步 SYN = 1 表示这是一个连接请求或连接接受报文。

• 终止 FIN (FINish) —— 用来释放一个连接。FIN=1 表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。

TCP窗口
TCP连接的两主机都要维护一个窗口，数据发送方维护发送窗口，数据接收方维护接收窗口。
发送窗口：是发送方可以发送的数据量。它由发送缓存管理，但并不等同于发送缓存。发送窗口的大小由接收方通告的窗口大小和拥塞窗口大小共同决定。
接收窗口：接收窗口是接收方能够接收的数据量。它由接收缓存管理，表示接收方缓冲区中剩余的空闲空间。
TCP首部中的“窗口”字段用来向发送方通告自己的 “接收窗口”

• 窗口字段 2字节，明确指出现在允许对方发送的数据量。因此，窗口值可作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据（之一）；
  例如：ACK=1，确认号为701，窗口值为1000，则表明可发送701~1700号字节
  （可应用于流量控制）

• 检验和 2字节。检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分。在计算检验和时，要在 TCP 报文段的前面加上 12 字节的伪首部。

• 紧急指针字段 16位。指出在本报文段中紧急数据共有多少个字节（紧急数据放在本报文段数据的最前面）

• 选项字段 —— 长度可变。TCP 最初只规定了一种选项，即最大报文段长度 MSS。MSS 告诉对方 TCP：“我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是 MSS 个字节。”
  但并不是说MSS就是接收窗口
  若选择较小的 MSS 长度，网络的利用率就降低。
  若 TCP 报文段非常长，那么在 IP 层传输时就有可能要分解成多个短数据报片。在终点要把收到的各个短数据报片装配成原来的 TCP 报文段。当传输出错时还要进行重传。这些也都会使开销增大。
  因此，MSS 应尽可能大些，只要在 IP 层传输时不需要再分片就行。
  但最佳的 MSS 是很难确定的。

SMSS指TCP协议中标准最大分段大小

• 窗口扩大选项 ——占 3 字节，其中有一个字节表示移位值 S。新的窗口值等于 TCP 首部中的窗口位数增大到 (16 + S)，相当于把窗口值向左移动 S 位后获得实际的窗口大小。

• 时间戳选项——占 10 字节，其中最主要的字段时间戳值字段（4 字节）和时间戳回送回答字段（4 字节）。
  选择确认选项——在后面介绍。

• 填充字段，使整个首部长度是4字节的整数倍

TCP的运输连接管理

TCP连接三个阶段

连接阶段
数据传送
连接释放

三个问题

使每一方确知对方存在
允许双方协商一些参数
能够对运输实体资源进行分配

TCP 连接的建立采用客户服务器方式

主动发起连接建立的应用进程叫做客户 (client)。
被动等待连接建立的应用进程叫做服务器 (server)。

握手

三报文握手
CS:SYN seq = x
SC:SYN ACK seq = y ,ack = x + 1
CS:ACK seq = x + 1,ack = y + 1

释放

四报文握手
CS:FIN seq = u
SC:ACK seq = v,ack = u + 1
SC:FIN ACK seq = w,ack = u + 1
CS:ACK seq = u + 1,ack = w + 1
C收到连接释放报文后必须发送请求

可靠传输的工作原理

由于IP 网络所提供的是不可靠的传输，
运输层必须使用一些可靠传输协议，从而在不可靠的传输信道实现可靠传输。

停止等待协议

每发送一个分组就停止，等待对方确认后再发送下一个分组

超时重传

A 为每一个已发送的分组都设置了一个超时计时器。
A 只要在超时计时器到期之前收到了相应的确认，就撤销该超时计时器，继续发送下一个分组 M2。
若A在超时计时器规定时间内没有收到B的确认，就认为分组错误或丢失，就重发该分组。
重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些

重复分组处理

解决方法：编号
A为每一个发送的分组都进行编号。
B为发送的确认也进行编号，指示该确认是对哪一个分组的确认。

自动重传请求ARQ

使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。
通常 A 最终总是可以收到对所有发出的分组的确认。如果 A 不断重传分组但总是收不到确认，就说明通信线路太差，不能进行通信。
像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求 ARQ (Automatic Repeat reQuest)。意思是重传的请求是自动进行的，接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。

流水线传输

停止等待协议的信道利用率太低。
采用流水线传输，发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。
由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率
使用流水线传输时，需要两端的收发协调、确认和错误重传等问题

连续ARQ协议

基本思想

发送方一次可以发出多个分组。
使用滑动窗口协议控制发送方和接收方所能发送和接收的分组的数量和编号。
接收方一般采用累积确认的方式。
采用回退N（Go-Back-N）方法进行重传。
发送窗口表示：在没有收到确认的情况下，可以连续把窗口内的数据全部发送出去。只有在收到确认后方可移动。
接收窗口表示：只允许接收落入窗口内的数据。

累积确认

不必对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。

Go-back-N（回退 N）

未按序到达需要丢弃
Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的 N 个分组。

TCP可靠传输的实现

以字节为单位的滑动窗口

根据 B 给出的窗口值，A 构造出自己的发送窗口（例如，为20字节）。
发送窗口表示：在没有收到 B 的确认的情况下，A 可以连续把窗口内的数据都发送出去。
发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。
显然，窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多的数据，因而可能获得更高的传输效率。

如果A 的发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认，必须停止发送。
发送缓存用来暂时存放：
发送应用程序传送给发送方 TCP 准备发送的数据；TCP 已发送出但尚未收到确认的数据。
接收缓存用来暂时存放：
按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据；未按序到达的数据。

第一，A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）。
第二，TCP 标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理。通常是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。
第三，TCP 要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。

接收方可以在合适的时候发送确认，也可以在自己有数据要发送时把确认信息顺便捎带上。
但请注意两点：
第一，接收方不应过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传，这反而浪费了网络的资源。
第二，捎带确认实际上并不经常发生，因为大多数应用程序很少同时在两个方向上发送数据。

TCP流量控制

一般说来，我们总是希望数据传输得更快一些。但如果发送方把数据发送得过快，接收方就可能来不及接收，这就会造成数据的丢失。
流量控制 (flow control)
抑制发送端发送数据的速率，以使接收端来得及接收；
是点对点通信量的控制，是端到端的问题；
利用滑动窗口机制可以很方便地在 TCP 连接上实现流量控制。
rwnd

TCP拥塞控制

拥塞控制一般原理

在某段时间，若对网络中某资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种现象称为拥塞 (congestion)。
最坏结果：系统崩溃。

网络拥塞因素

结点缓存的容量太小
链路的容量不足
处理机处理的速率太慢
拥塞本身也会进一步加剧拥塞

增加资源不一定能解决拥塞问题
增大缓存解决不了输出链路容量和处理机速度；提高处理速率会将瓶颈转移到其它地方

拥塞控制

防止过多的数据注入到网络中，使网络中的路由器或链路不致过载；
是一个全局性的过程，涉及到所有主机、路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。

拥塞控制的前提：网络能够承受现有的网络负荷。
实践证明，拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动态问题。

拥塞主要指标

由于缺少缓存空间而被丢弃的分组的百分数；
平均队列长度；
超时重传的分组数；
平均分组时延；
分组时延的标准差，等等。
上述这些指标的上升都标志着拥塞的增长。

TCP 采用基于窗口的方法进行拥塞控制。该方法属于闭环控制方法。
TCP发送方维持一个拥塞窗口 cwnd (Congestion Window)
发送端利用拥塞窗口根据网络的拥塞情况调整发送的数据量。

讨论拥塞控制时，通常假设接收方的接收窗口足够大，因此可令发送方的发送窗口等于拥塞窗口。

发送窗口 = min{接受窗口，拥塞窗口}

只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就可以再增大一些，以便把更多的分组发送出去，这样就可以提高网络的利用率。
但只要网络出现拥塞或有可能出现拥塞，就必须把拥塞窗口减小一些，以减少注入到网络中的分组数，以便缓解网络出现的拥塞。

拥塞控制
重传定时器超时：网络已经发生拥塞
收到三个重复ACK：预示网络可能出现拥塞

四种拥塞控制算法（ RFC 5681）

慢开始 (slow-start)

目的：用来确定网络的负载能力或拥塞程度。
算法的思路：由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。(试探)
拥塞窗口 cwnd 控制方法：在每收到一个对新的报文段的确认后，可以把拥塞窗口增加一个报文段。
用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。

慢开始门限 ssthresh 的用法如下：
当 cwnd < ssthresh 时，使用慢开始算法。
当 cwnd > ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。
当 cwnd = ssthresh 时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。

拥塞避免 (congestion avoidance)

思路：让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，避免出现拥塞。
每经过一个传输轮次，拥塞窗口cwnd = cwnd + 1。（注意：慢开始是每收到一个确认+1）
使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长。
在拥塞避免阶段，具有 “加法增大” (Additive Increase) 的特点。

无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（重传定时器超时），就执行以下动作：
ssthresh = max (cwnd/2，2)
cwnd = 1
执行慢开始算法
目的：迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。

快重传 (fast retransmit)

采用快重传算法可以让发送方尽早知道发生了个别报文段的丢失。
快重传算法要求接收方在收到了失序的报文段后要立即发出对已收到的报文段的重复确认。
发送方只要一连收到三个重复确认，就知道接收方确实没有收到报文段，因而应当立即进行重传（即“快重传”），这样就不会出现超时，发送方也就不会误认为出现了网络拥塞。
使用快重传可以使整个网络的吞吐量提高约20%。

快恢复 (fast recovery)

当发送端收到连续三个重复的确认时，由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此现在不执行慢开始算法，而是执行快恢复算法 FR (Fast Recovery) 算法：
新拥塞窗口 cwnd = 当前拥塞窗口 cwnd / 2；
开始执行拥塞避免算法，使拥塞窗口缓慢地线性增大。

AIMD算法

可以看出，在拥塞避免阶段，拥塞窗口是按照线性规律增大的。这常称为“加法增大” AI (Additive Increase)。
当出现超时或3个重复的确认时，就要把门限值设置为当前拥塞窗口值的一半，并大大减小拥塞窗口的数值。这常称为“乘法减小”MD (Multiplicative Decrease)。
二者合在一起就是所谓的 AIMD 算法。