【计算机网络：自顶向下方法】

3.1 概述

• 传输层协议是在端系统中实现的
• 传输层将发送的应用程序进程接受到的报文转换成传输层分组 (运输层报文段)
• 实现的方法/过程 ： 将应用报文划分为较小的块，并为每块加上传输层首部以生成传输层报文段ff。
• IP服务模型 ： best-effort delivery serice;
• 它确保文段的交付，不保证报文段的按序交付，不保证报文段中数据的完整性，故 ip 被称为不可靠服务
  
  

3.2 多路复用和多路分解

视 频 链 接

• 这里的复用是指多个应用层协议使用一个传输层传数据 [应用层 - 》 传输层 （在传输层复用）]

• 多路分解 (解复用 )是指一个传输层把不同的数据正确交付给不同应用 [传输层 - 》 其他层 （在其他层解复用）]

• 将运输层报文段中的数据交付到正确的套接字的工作称为多路分解 ( demultiplexing)。在源主机从不同套接字中收集数据块，并为每个数据块封装上首部信息(这将在以后用于分解)从而生成报文段，然后将报文段传递到网络层，所有这些工作称为多路复用 ( nmhiplexing) 。

无连接(UDP) 多路复用 & 解复用

• 注意 ： 绑定关系
  

TCP 复用 & 解复用

3.3无连接服务 ： UDP

UDP除了实现了复用/分用功能和简单的错误校验外，几乎没有对 IP 增加别的东西；UDP 提供尽力而为交付服务服务，UDP段可能丢失、非按序到达；UDP是无连接的，发送方和接收方之间不需要握手，每个UDP段的处理独立于其他段。

TCP提供可靠数据传输和拥塞控制，为什么还需要UDP呢？UDP有以下好处：

• 应用可更好地控制发送时间和速率
• 无需建立连接 (减少延迟减少延迟)。这也可能是DNS使用UDP而不是TCP的主要原因，如果使用TCP的话，DNS服务将会慢很多。
• 无需维护连接状态：TCP为了实现可靠数据传输和拥塞控制需要在端系统中维护一些参数，这些参数包括：接收和发送的缓存、拥塞控制参数、确认号和序号；这些参数信息都是必须的；而UDP因为不建立连接，所以自然也就不需要维护这些状态，这就减少了时空开销；
• 分组首部更小：TCP有20字节的首部开销，而UDP只有8字节；

udp报文结构

UDP首部只有4个字段，每个字段占用两个字节，分别是：源端口号、目的端口号、长度和校验和；长度字段指示了在 UDP 报文段中的字节数（首部加数据）。接收方使用检验和来检查在该报文段中是否出现了差错。

UDP校验和

• 出错就丢弃
  

3.4 可靠数据传输原理 （Principles of reliable data transfer, rdt）

• 对应用层、传输层、链路层都很重要

• 不可靠信道的特点决定了不可靠传输协议的复杂度

• 与不可靠信道之间的函数调用都是双向的，由于其不可靠性，需要进行确认的控制信号（ACK，NAK）。

rdt1.0：经可靠信道的可靠数据传输

rdt1.0有限状态机

• 下层信道完全可靠：rdt1.0中假设下层的信道是一个完全可靠的信道（理想情况）

  • 没有bit的错误
  • 没有分组（packet）丢失

• 发送方和接收方的 有限状态机（FSM） （存在状态和操作）
  

  • 发送方发送数据给下层信道 ， 接收方接收下层信道传来的数据
      发送方首先在“等待上级调用”的状态，rdt_send(data)上级调用rdt，从上级接收到data，make_pkt(data)将data装到packet里，再用udt_send(packet)将packet发送出去，完成后发送方再回到“等待上级调用”的状态。（发送方只有一个状态）

接收方首先在“等待下级调用”的状态，rdt_rcv(packet)下级调用rdt，从下级接收到packet，用extract(packet, data)将packet重新恢复成data，提取出来的data再通过deliver_data(data)传送给上级。完成后接收方再回到“等待下级调用”的状态。

• 下层信道不可能完全可靠 => 引入rdt2.0

rdt2.0：经具有比特差错信道的数据传输

引入差错检测、控制信号和重传机制，解决下层信道不可靠问题。

rdt2.0概述

• packet在下层信道传输中会出现比特翻转：可以引入**校验和（checksum)**来检测比特错误。
• 错误恢复——如果检验到错误如何恢复？
  • ACKs（acknowledgements）：接收方告诉发送方收到的pkt是正确的
  • NAKs（negative acknowledgements）：接收方告诉发送方收到的pkt是错误的
  • 发送方收到NAK则重传那个pkt
• rdt2.0引入的新机制
  • 差错检测：checksum
  • 接收方反馈：控制信号（control msg），即ACK和NAK
  • 重传

rdt2.0无限状态机

发送方

rdt2.0的发送方有2个状态——等待上级调用、等待ACK或NAK。发送方最初处于“等待上级调用”的状态，rdt_send(data)上级调用rdt，从上级接收到data，sndpkt = make_pkt(data, checksum)将data装到packet里，再用udt_send(sndpkt)将packet发送出去。此时，发送方变为“等待ACK或NAK”的状态。rdt_rcv(rcvpkt)接收反馈，如果isNAK(rcvpkt)即接收到NAK，则重传udt_send(sndpkt)，并保持“等待ACK或NAK”的状态；如果isACK(rcvpkt)即接收到ACK，则回到“等待上级调用”的状态。

• 停等机制（stop and wait）
• 发送方发送一个packet，然后等待接收方的响应。

接收方

接收方还是只有一个状态——等待下级调用。接收方首先在“等待下级调用”的状态，rdt_rcv(rcvpkt)接收方接收packet，如果corrupt(rcvpkt)，即检测到错误，则udt_send(NAK)反馈NAK；如果notcorrupt(rcvpkt)，即未检测到错误，则extract(packet, data)将packet重新恢复成data，deliver_data(data)将data传送给上级，最后udt_send(ACK)反馈ACK。完成后接收方再回到“等待下级调用”的状态。

问题

接收方可能判断ACK/NAK信号出错，导致发送分组冗余

• 缺乏技术 ： 差错检测 、 接收方反馈、重传 .

rdt2.1：接收方判断ACK/NAK信号出错

引入0/1序号和丢弃分组，解决接收方判断ACK/NAK信号出错，导致发送分组重复问题。但这也让发送方和接收方有限状态机的状态翻倍。

rdt2.1有限状态机

发送方

相较于rdt2.0，rdt2.1在发送的packet里包含了0/1序号（sequence number），所以发送方有4种状态——等待上级调用 0、等待ACK或NAK 0、等待上级调用 1、等待ACK或NAK 1。

接收方

接收方有2种状态——等待下级调用 0、等待下级调用 1。只有在数据包ACK且收到的packet序号与目前状态等待的序号相同时，才能向上传输。

为什么接收方等待1状态接收到0的packet时，为什么要反馈ACK？
 发送方不对收到的ack/nak给确认，没有所谓的确认的确认

rdt2.2：不发送（free） NAK的协议

• 用重复的ACK替代NAK，解决信号冗余问题。

rdt2.2概述

• 只用ACK，不用NAK，实现和rdt2.1一样的功能。
• 在检测到错误时，不发送NAK，但是接收方要发送判断上一次序号的ACK（同时包括序号）
• 用重复的ACK代替NAK

rdt2.2有限状态机

• 发送方 将rdt2.1中的isNAK(rcvpkt)判断本次反馈是NAK，替代成判断上次序号的反馈是ACK，比如rdt2.2在“等待ACK 0”时，如果isACK(rcvpkt, 1)，则相当于收到来rdt2.1中的isNAK(rcvpkt)。其余不变。
• 接收方如果校验和检测出错，则发送上一次序号的ACK；在校验和检测正确时，发送ACK也需要带上本次的序号。

rdt3.0：信道存在错误和丢包

方法：发送方等待ACK一段 合理的时间 (链路层的timeout时间确定的 传输层timeout时间是适应式的)

• 发送端超时重传：如果到时没有 收到ACK->重传 （防止死锁产生）
• 问题：如果分组（或ACK ）只 是被延迟了：
  • 重传将会导致数据重复，但 利用序列号已经可以处理这 个问题
  • 接收方必须指明被正确接收 的序列号
• 需要一个倒计数定时器

rdt3.0有限状态机

发送方传输开始时，start_timer启动计时器。如果timeout传输超时，则重新启动计时器；如果在规定时间内接收到反馈，则stop_timer结束计时。

rdt3.0性能

流水线协议

采用流水线的机制，不要等一个RTT发送回来再发下一个（即不再采用停等机制），来提高物理资源的使用率。

• 停等机制（Stop-and-wait）
  

• 流水线机制（Pipelined Operation）
  

滑动窗口协议:

更正 ： selective repeat SR SW size windows

• sw > 1 流水线协议 sw = 1停止流水线协议
• sw 发送窗口
• rw 接受窗口

回退N步（Go-back-N，GBN）

Go-back-N: 发送端最多在流水线 中有N个未确认的分 组
接收端只是发送累计 型确认cumulative ack 接收端如果发现gap， 不确认新到来的分组
发送端拥有对最老的 未确认分组的定时器 只需设置一个定时器 当定时器到时时，重 传所有未确认分组

GBN发送方

• packet头部有k bit的序号，则可以表示 2k2� 个序号。

• “窗口”大小为N，这一段是允许的未ACK的packet

• ACK(n)累计确认：ACK在发送的时候要带上序号#n，即#n及之前的packet都收到了。接收方发送ACK n，则证明#n及之前的packet都收到了。否则接收方还是发送之前的ACK（重复）。

• 计时器只给最早的未ACK的packet保留

• 如果timeout（n），重传#n以及比#n更大的未ACK的packet

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GBN接收方

• 发送的ACK是顺序接收到的packet里面最大的序列号#
  • 可能会产生重复的ACK
  • 只需要记住期望的序列号（expextedseqnum）
• 乱序到达的packet
  • 直接丢弃，不缓存（缓存会造成数据重复）
  • 重新发送顺序最大序列号#

GBN运行

  重发#2 ~ #5 的 packet。

选择重传（Selective Repeat，SR）

Selective Repeat:
发送端最多在流水线中 有N个未确认的分组
接收方对每个到来的分 组单独确认individual ack （非累计确认）
发送方为每个未确认的 分组保持一个定时器 当超时定时器到时，只是 重发到时的未确认分组
v

SR困境

比如下面序列号有：#0, #1, #2, #3，window大小为3的情况。SR会无法分清a、b两种情况，导致在b中误判重发的第一轮的pkt0，被当作后一轮的pkt0填入。

对比 GBN & SR

3.5 面向连接的传输： TCP

• 点对点（point-to-point）：一个发送方、一个接收方
• 可靠的、有序的字节流
  • 没有消息的边界
• 流水线机制
  • 窗口大小由拥塞和流量控制
• 全双工
  • 同时双向数据流
  • MSS（maximum segment size）：最大报文段长度
• 面向连接
  • 握手：交换控制信息，初始化发送方和接收方的状态
• 流量控制

TCP报文段结构

1、端口号：用来标识同一台计算机的不同的应用进程。

• 源端口：源端口和IP地址的作用是标识报文的返回地址。
• 目的端口：端口指明接收方计算机上的应用程序接口。
  TCP报头中的源端口号和目的端口号同IP数据报中的源IP与目的IP唯一确定一条TCP连接。

2、序号和确认号：是TCP可靠传输的关键部分。序号是本报文段发送的数据组的第一个字节的序号。在TCP传送的流中，每一个字节一个序号。e.g.一个报文段的序号为300，此报文段数据部分共有100字节，则下一个报文段的序号为400。所以序号确保了TCP传输的有序性。确认号，即ACK，指明下一个期待收到的字节序号，表明该序号之前的所有数据已经正确无误的收到。确认号只有当ACK标志为1时才有效。比如建立连接时，SYN报文的ACK标志位为0。

3、数据偏移／首部长度：4bits。由于首部可能含有可选项内容，因此TCP报头的长度是不确定的，报头不包含任何任选字段则长度为20字节，4位首部长度字段所能表示的最大值为1111，转化为10进制为15，15*32/8 = 60，故报头最大长度为60字节。首部长度也叫数据偏移，是因为首部长度实际上指示了数据区在报文段中的起始偏移值。

4、保留：为将来定义新的用途保留，现在一般置0。

5、控制位：URG ACK PSH RST SYN FIN，共6个，每一个标志位表示一个控制功能。

• URG：紧急指针标志，为1时表示紧急指针有效，为0则忽略紧急指针。
• ACK：确认序号标志，为1时表示确认号有效，为0表示报文中不含确认信息，忽略确认号字段。
• PSH：push标志，为1表示是带有push标志的数据，指示接收方在接收到该报文段以后，应尽快将这个报文段交给应用程序，而不是在缓冲区排队。
• RST：重置连接标志，用于重置由于主机崩溃或其他原因而出现错误的连接。或者用于拒绝非法的报文段和拒绝连接请求。
• SYN：同步序号，用于建立连接过程，在连接请求中，SYN=1和ACK=0表示该数据段没有使用捎带的确认域，而连接应答捎带一个确认，即SYN=1和ACK=1。
• FIN：finish标志，用于释放连接，为1时表示发送方已经没有数据发送了，即关闭本方数据流。

6、窗口：滑动窗口大小，用来告知发送端接受端的缓存大小，以此控制发送端发送数据的速率，从而达到流量控制。窗口大小时一个16bit字段，因而窗口大小最大为65535。

7、校验和：奇偶校验，此校验和是对整个的 TCP 报文段，包括 TCP 头部和 TCP 数据，以 16 位字进行计算所得。由发送端计算和存储，并由接收端进行验证。

8、紧急指针：只有当 URG 标志置 1 时紧急指针才有效。紧急指针是一个正的偏移量，和顺序号字段中的值相加表示紧急数据最后一个字节的序号。 TCP 的紧急方式是发送端向另一端发送紧急数据的一种方式。

9、选项和填充：最常见的可选字段是最长报文大小，又称为MSS（Maximum Segment Size），每个连接方通常都在通信的第一个报文段（为建立连接而设置SYN标志为1的那个段）中指明这个选项，它表示本端所能接受的最大报文段的长度。选项长度不一定是32位的整数倍，所以要加填充位，即在这个字段中加入额外的零，以保证TCP头是32的整数倍。

10、数据部分： TCP 报文段中的数据部分是可选的。在一个连接建立和一个连接终止时，双方交换的报文段仅有 TCP 首部。如果一方没有数据要发送，也使用没有任何数据的首部来确认收到的数据。在处理超时的许多情况中，也会发送不带任何数据的报文段。

TCP序号

报文段（segment）的序号：字节流第一个字节的序号

例题：下面文件的前3个报文段的序号分别是？

第一个报文段：0；第二个报文段：1000；第三个报文段：2000

TCP ACK

• TCP报文的ACK填写：期望从另一方收到的下一个字节序号 （确认号）
  • 主机A接收到从主机B传来的字节0～535，A下一个期望接到的字节为536，所以主机A发送的报文段的ACK中填536。
• 累计ACK（cumulative ACK）:与GBN相似
  • 主机A接收到从主机B传来的字节 0～535 和 900～1000，A下一个期望接到的字节依旧为536，所以主机A下一个发送的报文段的ACK中填536。

TCP 序号和ACK传输

TCP计时

Q： 怎样设置TCP 超时？
 比RTT要长 ：但RTT是变化的
 太短：太早超时 ： 不必要的重传
 太长：对报文段丢失 反应太慢，消极

如何EstimateRTT（估计RTT）？
 SampleRTT：测量从报文段发出到 收到确认的时间 : 如果有重传，忽略此次测量
 SampleRTT会变化，因此估计的 RTT应该比较平滑 : 对几个最近的测量值求平均，而不是仅用当前的SampleRTT

设置的时间间隔 （数学 看不懂 就是套公式） ： 推荐值： & = 0.25 概率问题

TCP可靠数据传输

• TCP在IP不可靠服务的基础上 建立了rdt
• 管道化的报文段 • GBN or SR
• 累积确认（像GBN）
• 单个重传定时器（像GBN）
• 是否可以接受乱序的，没有规范
   通过以下事件触发重传
  超时（只重发那个最早的未确认段：SR）
  重复的确认
  例子：收到了ACK50,之后又收到3 个ACK50
• 首先考虑简化的TCP发送方： 忽略重复的确认 ， 忽略流量控制和拥塞控 制

TCP简化

TCP简化版：无重复ACK、拥塞控制和流量控制。

TCP sender

TCP sender 的3种事件

• 从上一层收到数据
  • 分段，创建seq#（报文中字节流第一个字节的序号）
  • 开始timer
    • 只给最早一个未ACK的segment timer
    • 用 TimeoutInterval 作为timeout时间
• 超时
  • 重传segment
  • 重启timer
• 收到ACK
  • 如果收到未ACK的segment的ACK
    • 更新被ACK的segment标记
    • 从最近的一个未ACK的segment开新的timer

TCP sender简化版 :

TCP重传情况

图 ACK丢包

TCP快速重传

• timeout时间长，造成长时延
• 通过重复的ACK检测丢包
  • 发送方会发送很多个segment
  • 如果有segment丢失，则可能会收到很多个重复的ACK

TCP快速重传机制：

• 如果发送方收到对同一数据收到3个重复的ACK（实际收到4次该ACK），则认为此时未ACK的segment丢失，不需再等待timeout，重发未ACK的最小seq#

流量控制 rwnd

接收方要控制发送方，使发送方不会发送得太快导致接收方的缓存（buffer）溢出。

• 接收方告诉发送方free buffer大小，包含在TCP报文的 ```rwnd（receive window`中）
  • RcvBuffer socket设定大小（一般，4096）
  • 一些操作系统也可以自动调节RcvBuffer
    接收方缓存 :
    
• sender通过rwnd来限制unacked segment的数量
• 保障receive的buffer不会溢出
  

如果sender接收到rwnd=0，则说明此时没有剩余buffer，再发送数据会造成receiver buffer溢出，但是有要防止锁住。
  所以sender向receiver发送一个1 byte data的报文，以更新rwnd。

连接管理

TCP建立连接：3次握手

建立连接之前，先握手

• 双方同意建立连接
• 同意连接的参数

为什么两次握手行不通？

• 各种delay
• 消息丢失导致重传
• 消息乱序

• 相互看不到对方
  捎带技术 (AYN = 1 & ACK = 1 的时候使用 将俩个合并 )
• 文章
  
  

TCP关闭连接：4次挥手

• client、server两边都可关闭连接
  • 发送TCP segment的 FIN bit = 1
• 用ACK回应FIN（ACK可以和FIN一起发）
• 同时收到FIN也可以处理（双工）
  图 TCP关闭连接
  

拥塞控制（cwnd）原理

• MTU - >
  

  • 初次的序号不可能为 0

• 虽然网卡的传输时间可以设置为固定的， 但是应用进程建立TCP的时间是不固定的，动态的 ，其分布非常大，所以需要定期测量 ！

TCP拥塞控制

概述

拥塞:

•  非正式的定义: “太多的数据需要网络传输，超过了网络的处理能力”
•  与流量控制不同
•  拥塞的表现:

  • 分组丢失 (路由器缓冲区溢出) 
    

  • 分组经历比较长的延迟(在路由器的队列中排队)
     网络中前10位的问题!
    

拥塞控制策略:

慢启动 AIMD：线性增、乘性减少 超时事件后的保守策略

TCP 拥塞控制：AIMD

sender逐渐增加发送速率（window size），从而探查可用bandwidth，直到丢包

• 加性增（additive increase）：cwnd每次每个RTT增加 1 MSS 直到检测到丢包（MSS 最大报文段长度）
• 乘性减（multiplicative decrease）：如果发生丢包，cwnd减半

• sender传输限制

• cwnd是动态的随着网络拥塞程度变化的函数

• 结合之前的rwnd，实际的窗口大小为 minrwnd,cwnd
  

TCP发送速率（TCP sending rate）

发送cwnd bytes，等待1个RTT接收ACK，然后再发送后续的bytes。

rate≈cwndRTT bytes/sec����≈������� �����/���

TCP慢启动（TCP slow start）

• 连接开始时，先指数级增长发送速率，直到出现

  丢包

  • 初始，cwnd=1 MSS����=1 ���
  • 每经过一个RTT，翻倍cwnd（实际上，每收到一个ACK，cwnd+1）

当出现丢包时，

• timeout情况
  • cwnd重新设为 1MSS
  • 重新开始慢启动，直到到达一个threshold
• 3个重复的ACK情况（TCP RENO版本）
  • 重复的ACK既然能收到，那么网络还是有一定的传输能力，不需要像timeout一样重开。
  • cwnd减半（乘性减）
• TCP Tahoe版本中，timeout和3个重复的ACK都将cwnd设为 1MSS

从 slow start 到 CA （快速恢复）的转换

当cwnd达到上次timeout时的1/2（即sstresh）时，从指数级增长变成线形增长。

sstresh —— 出现丢包时，将sstresh设置为此时cwnd的1/2

图 TCP Tahoe/Reno下cwnd的变化图【注：中间有一次3次ACK的丢包】

TCP吞吐量

TCP公平性

• 目标：K条TCP连接，经过R bps的瓶颈，每条TCP连接分 R/Kbps，则公平。

• 以两条TCP连接为例，从A出发，经过加性增、乘性减，会逐渐趋向公平线。所以TCP可以实现公平性。
  

• 不同应用分别使用的协议:
  

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