计算机网络 -- 传输层

计算机网络 -- 传输层

概述

• 之前课程所介绍的计算机网络体系结构中的物理层、数据链路层以及网络层它们共同解决了将主机通过异构网络互联起来所面临的问题，实现了主机到主机的通信。

• 但实际上在计算机网络中进行通信的真正实体是位于通信两端主机中的进程。

• 如何为运行在不同主机上的应用进程提供直接的通信服务是运输层的任务，运输层协议又称为端到端协议。

• 运输层向高层用户屏蔽了下面网络核心的细节（如网络拓扑、所采用的路由选择协议等），它使应用进程看见的就好像是在两个运输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。

• 根据应用需求的不同，因特网的运输层为应用层提供了两种不同的运输协议，即面向连接的TCP和无连接的UDP

运输层端口号、复用与分用的概念

端口号

TCP/IP体系的运输层使用端口号来区分应用层的不同应用进程。

端口号使用16比特表示，取值范围0~65535

• 熟知端口号：0~1023,IANA把这些端口号指派给了TCP/IP体系中最重要的一些应用协议，例如：FTP使用21/20,HTTP使用80,DNS使用53

• 登记端口号：1024~49151,为没有熟知端口号的应用程序使用。使用这类端口号必须在IANA按照规定的手续登记，以防止重复。例如：
  Microsoft RDP微软远程桌面使用的端口是3389

• 短暂端口号：49152~65535,留给客户进程选择暂时使用。当服务器进程收到客户进程的报文时，就知道了客户进程所使用的动态端口号。通信结束后，这个端口号可供其他客户进程以后使用。

端口号只具有本地意义，即端口号只是为了标识本计算机应用层中的各进程，在因特网中不同计算机中的相同端口号是没有联系的。

发送方的复用和接收方的分用

UDP/TCP复用：不同的应用报文都使用UDP/TCP封装

TCP/IP体系的应用层常用协议所使用的运输层熟知端口号

UDP和TCP的对比

TCP的流量控制

• 一般来说，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。

• 所谓流量控制(flow
  control)就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。

• 利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP连接上实现对发送方的流量控制。

例

在A与B建立连接时，B已告诉A接收窗口为400

这里的大写ACK是TCP报文段首部中的标志位，1表示这是一个TCP确认报文段

小写ack是TCP报文段首部中的确认号字段，取值201表示序号201之前的数据已全部正确接收，现在希望收到序号201及其后续数据。

rwnd是TCP报文段首部中的窗口字段，取值300表示自己的接收窗口大小为300

当主机B确认接收后，则主机A就可以把缓存删除了

为了解决这个问题，TCP未每个连接设有一个持续计时器，只要TCP连接的一方收到对方的零窗回通知，就启动持续计时器，若超时则发送一个零窗口探测报文，仅携带1字节数据。而对方在确认这个探测报文时，给出自己现在征的接收窗口值，如果接收窗口仍是0，那么收到这个报文段的一方成重新启动持续时器，如果不是0，则打破死锁

TCP规定，即使接收窗口为0，也必须接受探测报文段、确认报文段、以及带有紧急数据的报文段，同时，零窗口探测报文也有计时器，若丢失则会被重传

TCP拥塞控制

在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络性能就要变坏。这种情况就叫做拥塞(
congestion)

在计算机网络中的链路容量（即带宽）、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络的资源。

若出现拥塞而不进行控制，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降


发送方维护一个叫做拥塞窗口cwnd的状态变量，其值取决于网络的拥塞程度，并且动态变化。

• 拥塞窗口cwnd的维护原则：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些；但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减少ー些。

• 判断出现网络拥塞的依据：没有按时收到应当到达的确认报文（即发生超时重传）

发送方将拥塞窗口作为发送窗口swnd,即swnd=cwnd

维护一个慢开始门限 ssthresh状态变量：

• 当cwnd< ssthreshl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。

慢开始（ssthresh）

拥塞窗口为几就可以发送几个报文段

假设一开始拥塞窗口为1，慢开始门限值为16，则发送报文数为：

1、2、4、8、16

当发送报文为16，即拥塞窗口为16时采用拥塞避免算法

拥塞避免

拥塞避免算法只能线性加1

16、17、18……23、24

当发送报文数为24时，发现重传计时器超时，即24个报文中有个别丢失，则判断网络拥塞，使用以下解决方法

1. 将ssthresh值更新为发生拥塞时cwnd值的一半（12）

2. 将cwnd值减少为1,井重新开始执行慢开始算法

若是收到三个重复的确认检测到丢失的报文段则将cwnd设置为1/2，若是通过超时检测到丢失的报文段则从新从1开始?

“慢开始”是指一开始向网络注入的报文段少，并不是指拥塞窗口cwnd增长速度慢；

"拥塞避免”并非指完全能够避免拥塞，而是指在拥塞避兔阶段将拥塞窗口控制为按线性规律嶒长，使网络比较不容易出现拥塞；

快重传和快恢复

有时，个别报文段会在网络中丢失，但实际上网络并未发生拥塞。这将导致发送方超时重传，并误认为网络发生了拥塞；发送方把拥塞窗口cwnd又设置为最小值1,并错误地启动慢开始算法，因而降低了传输效率

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。

所谓快重传，就是使发送方尽快进行重传，而不是等超时重传计时器超时再重传。

• 要求接收方不要等待自己发送数据时才进行捎带确认，而是要立即发送确认；

• 即使收到了失序的报文段也要立即发出对己收到的报文段的重复确认。

• 发送方一旦收到3个连续的重复确认，就将相应的报文段立即重传，而不是等该报文段的超时重传计时器超时再传。
  

对于个别丢失的报文段，发送方不会出现超时重传，也就不会误认为出现了拥塞(进而降低拥塞窗口cwnd为1)。使用

快重传可以使整个网络的吞吐量提高约20%

发送方一旦收到3个重复确认，就知道现在只是丢失了个别的报文段。于是不启动慢开始算法，而执行快恢复算法，发送方将慢开始门限ssthreshe值和拥塞窗口cwnd值调整为当前窗口的一半；开始执行拥塞避免算法。也有的快恢复实现是把快恢复开始时的拥塞窗口cwnd值再增大ー些，即等于新的ssthresh+3.

• 既然发送方收到3个重复的确认，就表明有3个数据报文段已经离开了网络

• 这3个报文段不再消耗网络资源而是停留在接收方的接收缓存中；

• 可见现在网络中不是堆积了报文段而是减少了3个报文段。因此可以适当把拥塞窗口打大些。
  在这里插入图片描述

TCP报文段的首部格式

源端口：占16比特，写入源端口号，用来标识发送该TCP报文段的应用进程。

目的端口：占16比特，写入目的端口号，用来标识接收该TCP报文段的应用进程。

序号：占32比特，取值范围[0,2^32-1],序号増加到最后一个后，下ー个序号就又回到0。

确认号：占32比特，取值范围[0,2^32-1],确认号増加到最后一个后，下ー个确认号就又回到0.

指出期製收到对方下ー个TCP报文段的数据載荷的第一个字节的序号，同时也是对之前收到的所有数据的确认。

• 若确认号=n,则表明到序号n-1为止的所有数据都已正确接收，期望接收序号为n的数据。

• 确认标志位ACK:取值为1时确认号字段オ有效；取值为0时确认号字段无效。

• TCP视定，在连接建立后所有传送的TCP报文段都必须把ACK置1。

数据偏移：占4比特，并以4字节为单位，用来指出TCP报文段的数据载荷部分的起始处距离TCP报文段的起始处有多远，这个字段实际上是指出了TCP报文段的首部长度。

首部固定长度为20字节，因此数据偏移字段的最小值为(0101)#2

首部最大长度为60字节，因此数据偏移字段的最大值为(1111)#2

窗口：占16比特，以字节为单位。指出发送本报文段的一方的接收窗口。

窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。

这是以接收方的接收能力来控制发送方的发送能力，称为流量控制。

校验和：占16比特，检查范围包括TCP报文段的首部和数据載荷两部分。在计算校验和时，要在TCP报文段的前面加上12字节的伪首部。

同步标志位SYN：在TCP连接建立时用来同步序号。

终止标志位FIN：用来释放TCP链接

复位标志位RST:用来复位TCP连接。

当RST=1时，表明TCP连接出现了异常，必须释放连接，然后再重新建立连接。

RST置1还用来拒绝一个非法的报文段或拒绝打开ー个TCP连接。

推送标志位PSH：接收方的TCP收到该标志位为1的报文段会尽快上交应用进程，而不必等到接收绶存都填满后再向上交付。

紧急标志位URG：取值为1时紧急指针字段有效；取值为0时紧急指针字段无效。

紧急指针：占16比特，以字节为单位，用来指明紧急数据的长度。

当发送方有紧急数据时，可将紧急数据插队到发送缓存的最前面，并立刻封装到一个TCP报文段中进行发送。紧急指针会指出本报文段数据載荷部分包含了多长的紧急数据。紧急数据之后是普通数据。

UDP报文段

其中首部占8个字节，其余每个域各占用2个字节

TCP的超时重传

超时重传时间RTO应略大于往返时间RTT

不能直接使用某次测量得到的RTT样本来计算超时重传时间RTO

利用每次测量得到的RTT样本，计算加权平均往返时间RTTs（又称为平滑的往返时间）。

RTT(s1) = RTT(1)

新的RTT(s) = (1 - a)×旧的RTT(s) + ax新的RTT样本

在上式中，O≤a<1

• 若α很接近于0,则新RTT样本对RTTs的影响不大；

• 若a很接近于1,则新RTT样本对RTTs的影响较大；

• 已成为建议标准的RFC6298推荐的（值为1/8,即0.125)

用这种方法得出的加权平均往返时间RTTs就比测量出的RTTs值更加平滑

显然，超时重传时间RTO应略大于加权平均往返时间RTT

源主机若误将确认当作是对原报文段的确认：所计算出的RTTs和RTO就会偏大，降低了传输效率

源主机若误将确认当作是对重传报文段的确认：所计算出的RTTs和RTO就会偏小，导致报文段没必要的重传，增大网络负荷；

例：

TCP连接管理

TCP运输连接有以下三个阶段

1. 建立TCP连接

2. 数据传送

3. 释放TCP连接

连接建立（三次握手）

TCP的连接建立要解決以下三个问题：

1. 使TCP双方能够确知对方的存在

2. 使TCP双方能够协商一些参数(如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳选项以及服务质量等)

3. 使TCP双方能够对运输实体资源(如缓存大小、连接表中的项目等)进行分配。
   

SYN被设置为1的报文段不携带数据，但是要消耗掉一个序号

普通的的TCP确认报文段可以携带数据，如果不携带数据，则不消耗掉序号

连接释放（四次挥手）

TGP规定终止位FIN等于1的报文段即使不携带数据，也要消耗掉一个序号

保活计时器