计算机网络——运输层
文章目录
- 一、运输层协议概述
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- 1. 进程之间的通信
- 2. 运输层的两个主要协议
- 3. 运输层的端口
- 二、用户数据报协议 UDP
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- 1. UDP 概述
- 2. UDP 首部格式
- 三、传输控制协议 TCP
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- 1. TCP 特点
- 2. TCP 的连接
- 四、可靠传输的工作原理
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- 1. 停止等待协议
- 2. 连续 ARQ 协议
- 五、TCP 报文段的首部格式
- 六、TCP 可靠传输的实现
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- 1. 以字节为单位的滑动窗口
- 2. 超时重传时间的选择
- 3. 选择确认 SACK
- 七、TCP 流量控制
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- 1. 利用滑动窗口实现流量控制
- 2. 必须考虑传输效率
- 八、 TCP 拥塞控制
-
- 1. 拥塞控制的一般原理
- 2. 几种拥塞控制方法
-
- （1）慢开始（翻倍增长）和 拥塞避免算法（线性增长）
- （2）快重传和快恢复
- 3. 随机早期检测 RED
- 九、TCP 的运输连接管理
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- 1. TCP 的连接建立
- 2. TCP 的连接释放
- 3. TCP 的有限状态机
一、运输层协议概述
1. 进程之间的通信
- 从通信和信息处理的角度看，运输层向它上面的应用层提供通信服务，它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。
- 两个主机进行通信实际上就是两个主机中的应用进程间互相通信。应用进程之间的通信又称为端到端的通信。
- 运输层的一个很重要的功能就是复用和分用。
- 复用：发送方不同的应用层进程可以使用同一个运输层协议传送数据。
- 分用：接收方的运输层在剥去报文的首部后，能够把这些数据正确地交付给目的应用进程。
- 运输层提供应用进程间的逻辑通信。
逻辑通信：运输层之间的通信好像是沿水平方向传送数据。但事实上这两个运输层之间并没有一条水平方向的物理连接。 - 运输层的主要功能：
- 运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信（而网络层是为主机之间提供逻辑通信）。
- 运输层还要对收到的报文进行差错检测。
2. 运输层的两个主要协议
- 面向连接的 TCP协议
- 无连接的 UDP协议
- TCP 和 UDP 比较
| TCP | UDP |
|---|---|
| 面向连接 | 无连接 |
| 可靠传输，使用流量控制和拥塞控制 | 不可靠传输，不使用流量控制和拥塞控制 |
| 只能是一对一通信 | 支持一对一，一对多，多对一和多对多交互通信 |
| 面向字节流 | 面向报文 |
| 首部最小20字节，最大60字节 | 首部开销小，仅8字节 |
| 适用于要求可靠传输的应用，例如文件传输 | 适用于实时应用（IP电话、视频会议、直播等） |
- 注意
- 运输层的 UDP 用户数据报与网际层的 IP 数据报有很大区别。IP 数据报要经过互连网中许多路由器的存储转发，但 UDP 用户数据报是在运输层的端到端抽象的逻辑信道中传送的。
- TCP 报文段是在运输层抽象的端到端逻辑信道中传送，这种信道是可靠的全双工信道。但这样的信道却不知道究竟经过了哪些路由器，而这些路由器也根本不知道上面的运输层是否建立了 TCP 连接。
3. 运输层的端口
- 运行在计算机中的进程是用进程标识符来标志的。
- 为了使运行不同操作系统的计算机的应用进程能够互相通信，就必须用统一的方法对 TCP/IP 体系的应用进程进行标志。
- 需要解决的问题
- 由于进程的创建和撤销都是动态的，发送方几乎无法识别其他机器上的进程。
- 有时我们会改换接收报文的进程，但并不需要通知所有发送方。
- 我们往往需要利用目的主机提供的功能来识别终点，而不需要知道实现这个功能的进程。
- 解决问题的方法
- 在运输层使用协议端口号(protocol port number)，或通常简称为端口(port)。
- 虽然通信的终点是应用进程，但我们可以把端口想象是通信的终点，因为我们只要把要传送的报文交到目的主机的某一个合适的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的进程）就由 TCP 来完成。
- 软件端口与硬件端口
- 软件端口：在协议栈层间的抽象的协议端口；
- 硬件端口：路由器或交换机上的端口；
- 硬件端口是不同硬件设备进行交互的接口，而软件端口是应用层的各种协议进程与运输实体进行层间交互的一种地址。
二、用户数据报协议 UDP
1. UDP 概述
UDP 只在 IP 的数据报服务之上增加了很少一点的功能，即端口的功能和差错检测的功能。
- UDP 主要特点：
- UDP 是无连接的，即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，同时也不使用拥塞控制。
- UDP 是面向报文的，它对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。
- UDP 没有拥塞控制，很适合多媒体通信的要求。
- UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
- UDP 的首部开销小，只有 8 个字节。
2. UDP 首部格式
- 用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段。
- 首部字段有 8 个字节，由 4 个字段组成，每个字段都是两个字节。
- 在计算检验和时，临时把“伪首部”和 UDP 用户数据报连接在一起。伪首部仅仅是为了计算检验和。
- 计算UDP检验和的例子
三、传输控制协议 TCP
1. TCP 特点
- 特点：
- TCP 是面向连接的运输层协议。
- 每一条 TCP 连接只能有两个端点(endpoint)，每一条 TCP 连接只能是点对点的（一对一）。
- TCP 提供可靠交付的服务。
- TCP 提供全双工通信。
- 面向字节流。
- 注意
- TCP 连接是一条虚连接而不是一条真正的物理连接。
- TCP 对应用进程一次把多长的报文发送到TCP 的缓存中是不关心的。
- TCP 根据对方给出的窗口值和当前网络拥塞的程度来决定一个报文段应包含多少个字节（UDP 发送的报文长度是应用进程给出的）。
- 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。
2. TCP 的连接
- TCP 把连接作为最基本的抽象。
- 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(contatenated with) IP 地址即构成了套接字。
套接字 socket = (IP地址 : 端口号)TCP 连接 ::= {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}
四、可靠传输的工作原理
1. 停止等待协议
“停止等待” 就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。在接收到确认后再发送下一个分组。
- 无差错情况
- 出现差错
上图中的(b)就是传输过程中出现差错的情况。可靠传输协议是这样设计的：A只要超过了一段时间仍然没有收到确认，就认为刚才发送的分组丢失了，因而重传前面发送过的分组。这就是超时重传。- 注意
- 在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本。
- 分组和确认分组都必须进行编号。
- 超时计时器的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。
- 注意
- 确认丢失和确认迟到
- 使用确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。
- 这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ (Automatic Repeat reQuest)。
- ARQ 表明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 。
- 信道利用率
- 停止等待协议的优点是简单，但缺点是信道利用率太低。
- 信道利用率U：
- 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。
- 当使用流水线传输时，就要使用下面介绍的 连续ARQ协议 和 滑动窗口协议。
- 停止等待协议的优点是简单，但缺点是信道利用率太低。
2. 连续 ARQ 协议
- 连续ARQ协议规定：发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。
- 接收方一般采用累积确认的方式。即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。
- 累积确认
- 优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传。
- 缺点是：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。
- TCP 可靠通信的具体实现
- TCP 连接的每一端都必须设有两个窗口——一个发送窗口和一个接收窗口。
- TCP 的可靠传输机制用字节的序号进行控制。TCP 所有的确认都是基于序号而不是基于报文段。
- TCP 两端的四个窗口经常处于动态变化之中。
- TCP连接的往返时间 RTT 也不是固定不变的。需要使用特定的算法估算较为合理的重传时间。
五、TCP 报文段的首部格式
- 源端口和目的端口——各占 2 字节。端口是运输层与应用层的服务接口。运输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。
- 序号——占 4 字节。TCP 连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。
- 确认号——占 4 字节，是期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。
- 数据偏移（即首部长度）——占 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——占 6 位，保留为今后使用，但目前应置为 0。
- 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。
- 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 —— 在连接建立时用来同步序号。SYN = 1 & ACK = 0 时，表明这是一个连接请求报文段；SYN = 1 & ACK = 1 时，表明对方同意连接，这是一个响应报文段。
- 终止 FIN (FINis) —— 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。
- 窗口字段 —— 占 2 字节，用来让对方设置发送窗口的依据，单位为字节。
- 检验和 —— 占 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 —— 占 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。”（数据字段加上 TCP 首部才等于整个的 TCP 报文段。）
- 填充字段 —— 这是为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍。
六、TCP 可靠传输的实现
1. 以字节为单位的滑动窗口
- TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。
- 发送缓存
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
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；
- 不按序到达的数据。
2. 超时重传时间的选择
- 重传机制是 TCP 中最重要和最复杂的问题之一。
- TCP 每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。
3. 选择确认 SACK
七、TCP 流量控制
1. 利用滑动窗口实现流量控制
- 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)就是让发送方的发送速率不要太快，既要让接收方来得及接收，也不要使网络发生拥塞。
- 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。
- 可能出现的问题以及解决方法
- 上图中，B向A发送了零窗口的报文段不久后，B的接收缓存又有了一些存储空间，于是B向A发送了 rwnd=400 的报文段。然而这个报文段在传输过程中丢失了。然后，A一直等待收到B发送的非零窗口的通知，B一直等待A发送的数据。如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。
- 解决方法：TCP 为每一个连接设有一个持续计时器。
- 持续计时器
- TCP 为每一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口通知，就启动持续计时器。
- 若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1 字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。
- 若窗口仍然是零，则收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。
- 若窗口不是零，则死锁的僵局就可以打破了。
2. 必须考虑传输效率
- 可以用不同的机制来控制 TCP 报文段的发送时机：
- 第一种机制是 TCP 维持一个变量，它等于最大报文段长度 MSS。只要缓存中存放的数据达到 MSS 字节时，就组装成一个 TCP 报文段发送出去。
- 第二种机制是 由发送方的应用进程指明要求发送报文段，即 TCP 支持的推送(push)操作。
- 第三种机制是 发送方的一个计时器期限到了，这时就把当前已有的缓存数据装入报文段（但长度不能超过 MSS）发送出去。
八、 TCP 拥塞控制
1. 拥塞控制的一般原理
- 拥塞的概念
- 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——产生拥塞(congestion)。
- 出现资源拥塞的条件：对资源需求的总和 > 可用资源。
- 若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。
- 拥塞控制与流量控制的关系
- 拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。
- 拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。
- 拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。
- 流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点的过程。
- 流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。
- 拥塞控制的基本原理：开环与闭环控制
- 开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。
- 闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：
- 监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。
- 将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。
- 调整网络系统的运行以解决出现的问题。
2. 几种拥塞控制方法
（1）慢开始（翻倍增长）和 拥塞避免算法（线性增长）
- 发送方维持一个叫做拥塞窗口 cwnd (congestion window)的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口。如再考虑到接收方的接收能力，则发送窗口还可能小于拥塞窗口。
- 发送方控制拥塞窗口的原则：
- 只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去；
- 只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。
- 慢开始算法
- 在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞窗口 cwnd = 1，即设置为一个最大报文段 MSS 的数值。
- 在每收到一个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口加 1，即增加一个 MSS 的数值。
- 用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。
- 传输轮次
- 使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就加倍。
- 一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间 RTT。
- “传输轮次”更加强调：把拥塞窗口 cwnd 所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。
- 例如，拥塞窗口 cwnd = 4，这时的往返时间 RTT 就是发送方连续发送 4 个报文段，并收到这 4 个报文段的确认，总共经历的时间。
- 避免用塞算法
- 拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，具体是每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长。
- 设置慢开始门限状态变量ssthresh：
- 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。
- 当网络出现拥塞时
- 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（其根据就是没有按时收到确认），就要把慢开始门限 ssthresh 设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于2）。
- 然后把拥塞窗口 cwnd 重新设置为 1，执行慢开始算法。
- 这样做的目的就是要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。
- 慢开始和拥塞避免算法的实现举例
上图的过程描述：- 当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口置为 1。图中的窗口单位不使用字节而使用报文段。慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，即 ssthresh = 16。
- 发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。
- 在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd 的初始值为 1，发送第一个报文段 M0。
- 发送端每收到一个确认 ，就把 cwnd 加 1。于是发送端可以接着发送 M1 和 M2 两个报文段。
- 接收端共发回两个确认。发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的 cwnd 加 1。现在 cwnd 从 2 增大到 4，并可接着发送后面的 4 个报文段。
- 发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的拥塞窗口加 1，因此拥塞窗口 cwnd 随着传输轮次按指数规律增长。
- 当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值 ssthresh 时（即当 cwnd = 16 时），就改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长。
- 假定拥塞窗口的数值增长到 24 时，网络出现超时，表明网络拥塞了。
- 更新后的 ssthresh 值变为 12（即发送窗口数值 24 的一半），拥塞窗口再重新设置为 1，并执行慢开始算法。
- 当 cwnd = 12 时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个 MSS 的大小。
- 注意
- “拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。
- “拥塞避免”是说在拥塞避免阶段把拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。
（2）快重传和快恢复
- 快重传
- 快重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认。这样做可以让发送方及早知道有报文段没有到达接收方。
- 发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段。
- 快恢复
- 当发送端收到连续三个重复的确认时，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限 ssthresh 减半。但接下去不执行慢开始算法。
- 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，即拥塞窗口 cwnd 现在不设置为 1，而是设置为慢开始门限 ssthresh 减半后的数值，然后开始执行拥塞避免算法（“加法增大”），使拥塞窗口缓慢地线性增大。
3. 随机早期检测 RED
九、TCP 的运输连接管理
- 运输连接就有三个阶段，即：连接建立、数据传送和连接释放。
- 运输连接的管理就是使运输连接的建立和释放都能正常地进行。
- 连接建立过程中要解决以下三个问题：
- 要使每一方能够确知对方的存在。
- 要允许双方协商一些参数（如最大报文段长度，最大窗口大小，服务质量等）。
- 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。
- TCP 连接的建立都是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)。
1. TCP 的连接建立
- 用三次握手建立TCP连接
- A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步位 SYN = 1，并选择序号 seq = x，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 x。
- B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则发回确认。B 在确认报文段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1，其确认号 ack = x + 1，自己选择的序号 seq = y。
- A 收到此报文段后向 B 给出确认，其 ACK = 1，确认号 ack = y + 1。A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。
- B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程：TCP 连接已经建立。
- 为什么A还要再发一次确认呢？
2. TCP 的连接释放
- TCP 连接释放的过程
- 现在 A 的应用进程先向其 TCP 发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭 TCP 连接。 A 把连接释放报文段首部的 FIN = 1，其序号seq = u，等待 B 的确认。
- B 发出确认，确认号 ack = u + 1，而这个报文段自己的序号 seq = v。TCP 服务器进程通知高层应用进程。从 A 到 B 这个方向的连接就释放了，TCP 连接处于半关闭状态。B 若发送数据，A 仍要接收。
- 若 B 已经没有要向 A 发送的数据，其应用进程就通知 TCP 释放连接。
- A 收到连接释放报文段后，必须发出确认。在确认报文段中 ACK = 1，确认号 ack = w + 1，自己的序号 seq = u + 1。 然后进入到 TIME-WAIT 状态（时间等待状态）。（注意：此时 TCP 连接还没有释放掉，必须经过时间等待计时器设置的时间 2MSL 后，A 才能进入到 CLOSED 状态。）
- 为什么 A 在 TIME-WAIT 状态必须等待 2MSL 后才真正释放掉。
（MSL，最长报文段寿命）- 为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B。
- 防止 “已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A 在发送完最后一个 ACK 报文段后，再经过时间 2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段，都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。
3. TCP 的有限状态机
- TCP 有限状态机的图中每一个方框都是 TCP 可能具有的状态。
- 每个方框中的大写英文字符串是 TCP 标准所使用的 TCP 连接状态名。状态之间的箭头表示可能发生的状态变迁。
- 箭头旁边的字，表明引起这种变迁的原因，或表明发生状态变迁后又出现什么动作。
- 图中有三种不同的箭头。
- 粗实线箭头表示对客户进程的正常变迁。
- 粗虚线箭头表示对服务器进程的正常变迁。
- 另一种细线箭头表示异常变迁。
