第三章 传输层

是除应用层外唯一的端到端层，即只存在于端系统，路由器等网络设备中实现
提供端到端报文传输服务
在传输层角度，端不是主机，而是其中应用程序

基本服务

核心任务：提供端到端逻辑通信服务
两个主要协议：TCP,UDP
分段：将应用层报文切分并封装上首部信息（用于分解）成传输层报文段，反过程为重组
其他重要功能：差错检验，复用，分解，流量控制，拥塞控制

寻址和端口

标识应用进程的寻址方式：IP地址+端口号port

端口号

共16位，即65536个
0-1023为熟知端口号

复用和分解

复用：同一主机，多个应用程序利用同一传输协议进行网络通信
分解：根据首部信息，将接收到的报文段交付给正确应用程序
关键：传输层协议唯一标识一个套接字

无连接的多路复用和分解

重要依据：创建UDP套接字时自动分配或使用bind()绑定端口号
UDP报文段包括：应用数据，源端口号，目的端口号
通过目的端口号实现将报文段分解到相应套接字
唯一标识一个UDP套接字：目的IP地址，目的端口号
目的IP地址位于网络层IP数据报首部字段

面向连接的复用和分解

唯一标识TCP套接字四元组：源/目标ip，端口
也唯一标识TCP连接
两种Ip地址位于网络层IP数据报首部字段
端口号位于TCP报文段首部字段

等-停与滑动窗口

TCP报文段要交给IP传送，IP只提供尽力服务，即不可靠数据传输服务
因此需要在不可靠的网络层基础上实现可靠数据传输

可靠数据传输

理想传输信道：不产生差错，按序交付
可能出现的问题：

• 比特差错
• 乱序
• 数据丢失
  实现可靠传输的措施：
• 差错检验：通过数据上冗余差错编码信息，实现传输过程比特差错检验与纠正
• 确认：基于差错编码，如果接收方确认数据没差错，则发送ACK数据包，即肯定确认，否则发送NAK数据包，即否定确认
• 重传：如果发送方收到NAK，重新发送
• 序号：解决乱序到达与重复接收并提交问题
• 计时器：计时器超时未收到接收方确认，则重发

停-等协议

最简单的自动重传请求协议ARQ
基本策略：
发送一个报文段后，停下来等待接收方确认，NAK或超时则重发

变化与细节

1. ACK与NAK也需要差错检验，如果发送方发现有差错，采取有错推断原则
2. 序列号只需要一位，即0和1两种，模2运算实现向前移动
3. 一般不实用NAK，通过ACK加序列号发送，重复ACK序列号组合视为NAK
4. 计时器过短会导致过多数据重传，过长会导致传输对数据包丢失反应迟钝

滑动窗口协议

解决停-等协议信道利用率低的问题
信道利用率：
发送信息时间与总时间只比
由于RTT远远大于发送时间，所以停-等低
例题与公式见P102
解决思路：

• 增加序列号范围，以标记多个同时发送的数据包
• 发送方或接收方需缓存多个分组，保证按序提交

流水线协议（管道协议）

在等待确认之前，连续发送多个分组
如3个，则引导利用率提高三倍
最典型的流水线协议：滑动窗口协议

滑动窗口协议

发送方需缓存已发送但未收到确认的分组，方便重发
接收方需缓存已正确接收的分组，实现按序提交
即发送方和接收方各维护一个窗口Ws和Wr
最具代表性的为：

• 回退N步协议GBN
• 选择重传协议SR

GBN

发送端缓存能力较强，即Ws较大，Wr往往为1
只要发送窗口不满就能持续发送
累计确认方式：
当收到ACKn表示n以下的数据都已被正确接收，窗口滑动至n+1并重启计时器
当n小于窗口基序号，不予理会
只有一个计时器，指向窗口基序号，超时，重发所有窗口中分组
优点：接收方操作简单
缺点：会丢弃所有未按序到达分组，浪费网络资源
适用于：信道丢包率低，误码率低，接收方缓存能力低的情况

SR

避免正确到达分组被接收方丢弃
增加接收方缓存能力，Wr>1，往往Ws=Wr
减少不必要的重传，改进协议性能
发送方仅重传未被正确接收的分组
在两个窗口中必须有足够序列号位数k，实现每一个分组序列号唯一，即窗口总数=2^k

无论GBN还是SR，引导利用率都是Ws倍停等

用户数据报协议UDP

提供无连接，不可靠，尽力传输服务
可能乱序到达，没有拥塞控制
有复用，分解与简单差错检验，几乎与网络层的IP相同
通过设计可靠传输机制，可以实现可靠传输
典型应用：DNS，媒体应用等希望速率高，且能容忍部分数据丢失的情况
优点：

• 容易控制发送什么数据与何时发，无拥塞控制，传输速率更高
• 无需建立连接，更少时延
• 无需维护连接状态，系统开销小
• 首部开销小：8字节，TCP20

UDP数据报结构

首部四个字段，每个2字节

• 源端口号
• 目的端口号
• 长度
• 校验和

校验和

检验传输过程，数据是否发生过改变
所有数据按16位对齐，依次相加，最高位进位的数字加到最低位，最后将结果取反，得到校验和
没有差错恢复能力，丢弃错误报文段，或交给应用层，由应用层决策如何处理

传输控制协议TCP

必须先建立TCP连接，最后释放
无差错，不丢失，不重复
面向字节流：TCP把数据视为无结构字节流
全双工通信：通信双方都能随时向信道发送和接收数据，两端也设有缓存
发送时，TCP可以从缓存中取出数据并放入报文段
取出的数据量受限于最大报文段长度MSS，即报文段封装的应用层数据的最大长度
接收时，TCP将数据放入缓存，供应用程序适时读取
TCP将大文件划分成长度为MSS的若干块，

三次握手

图见P116

• 第一次握手：
  • A的TCP向B发出连接请求报文段（SYN段）
  • 不含应用层数据
  • 同部位SYN为1
  • 指定初始序列号seq=x
  • SYN段要消耗一个序号
  • 此时A处于SYN_SENT状态
  • B处于LISTEN状态
• 第二次握手
  • 如果B同意连接，发回确认报文段（SYNACK段）
  • 不包含应用层数据
  • SYN=1
  • ACK=1
  • 确认序号ack_seq=x+1
  • 自己选择的初始序号seq=y
  • 此时B处于SYN_RCVD状态
• 第三次握手
  • A接收到SYNACK段，向B发送确认报文段
  • 可携带应用层数据
  • ACK=1
  • SYN=0(因为已完成连接)
  • seq=x+1
  • ack_seq=y+1
  • 此时A处于ESTABLISHED 状态
  • B收到确认消息后也进入ESTABLISHED状态

为什么不用二次握手

• 确保双方完全了解对方状态
• 预防过期，失效的连接申请到达，导致半连接，即只有一方建立了连接

四次挥手

任何一方都能请求终止连接，释放资源

• 第一次挥手
  • A向B发送释放连接报文段
  • FIN=1
  • seq=u
  • 此时A处于FIN_WAIT状态，能收不能发数据
• 第二次挥手
  • B向A响应
  • ACK=1
  • seq=v
  • 确认序号ack_seq=u+1
  • B处于CLOSE_WAIT状态，仍可发数据
• 第三次挥手
  • B向A发送释放连接报文段
  • FIN=1
  • seq=w
  • 确认序号ack_seq=u+1
  • 此时B处于LAST_ACK，不再能发送数据
• 第四次挥手
  • A向B发送响应
  • ACK=1
  • seq=u+1
  • ack_seq=w+1
  • A发送后进入TIME_WAIT，为确保另一端能正确接收到，等待一段时间后再CLOSE
  • 等待时机为2最大段生存时间MSL
  • B收到后CLOSE

可靠数据传输

实现机制：

• 差错编码
• 确认：累积确认
• 序号：每个字节编号
• 重传：主要针对计时器超时和三次确认
• 计时器：单一的重传计时器，自适应算法设置超时时间，当报文传送给IP，启动计时器
  基于：滑动窗口协议，发送窗口大小动态变化，即
  Ws=流量控制（接收端窗口）RcvWin与拥塞控制窗口CongWin中最小值

超时时间

比RTT大一些即可
通过RTT采样SampleRTT来估计RTT大小，即某报文段发出到确认收到时间间隔，取未重传的某次发送时间
由于SampleRTT会随网络情况波动，因此采用：
指数加权移动平均的方法来计算均值EstimatedRTT
公式见P120
阿尔法为加权系数，通常为0.125
越新的RTT计算新均值权重越大
RTT偏差DevRTT用于表现变化程度，即网络平稳程度，越小越平稳
贝塔为加权系数，通常为0.25
超时时间TimeoutInterval=ERTT+4DevRTT
超时即发送发送窗口基序号SendBase指向的报文段
同报文段每次重传下一次超时时间都是之前的两倍，而不是上面计算出的值，即指数型增长，这也增加了端到端延迟，因此添加了：
快速重传，即收到3次同样ACK即视为NAK，立即重发
注意：

• 此处为第四次收到ack_seq=x，即重发seq=x
• 发送seq期待收到的ack_seq为期待的下一个数据的序号

流量控制

即控制发送窗口大小
避免发送方速度太快，超过接收方接收能力，导致被淹没
不仅用于传输层，也用于数据链路层
TCP首部2字节告知接受窗大小，发送窗不能超过该值

拥塞控制

避免发送方速度太快，超过网络处理能力，数据拥挤在中间设备
分为拥塞预防和拥塞消除
通过超时和三次重复ack判断是否发生拥塞
通过窗口大小调节发送速率

基本策略

发送端维持一个拥塞窗口CongWin，表示未收到确认的情况下，可连续发送的字节数，初始为1MSS
未发生拥塞时，加性增大窗口
发生时，乘性减小窗口
即AIMD
这是一种拥塞消除
一般分为：

• 慢启动阶段：每收到一个确认，CongWin+1MSS，即每经过一个RTT，翻倍
• 拥塞避免阶段：CongWin达到阈值Threshold后，每个RTT，发送的报文段全部确认后，CongWin+1MSS
• 发生拥塞：
  • Threshold=CongWin/2
  • CongWin=1MSS
  • 称为TCP Tahoe算法
• 快速重传：收到3次重复确认，立即发送重复确认报文段
• 快速恢复：
  • 当发生超时，表示拥塞严重
  • 当发送三次确认，表示拥塞不严重，直从新阈值开始，进入拥塞避免阶段
  • 称为TCP Reno算法