【事先声明】
这是对于中科大的计算机网络的网课的学习笔记，感谢郑烇老师的无偿分享 书籍是《计算机网络（自顶向下方法 第6版）》
需要的可以私信我，无偿分享，课程简介下也有
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传输服务与协议

为运行在不同主机上的应用进程提供逻辑通信

逻辑上，应用层的进程可以直接与另一主机上的进程进行通信，通过套接字即可

实际上，需要传输层以及底下的协议栈提供服务。

• 发送方：将应用层的报文分成合适的报文段，加上本层报头，然后传递给网络层
• 接收方：将报文段进行报头解析，然后重组成报文，传递给应用层

传输层协议有TCP或者UDP协议两种选择

网络层提供的是端到端（主机到主机）之间的服务，传输层在网络层的基础上，提供更加细分的服务，从进程到进程之间的服务。

网络层与传输层

网络层：主机之间的逻辑通信

传输层：进程之间的逻辑通信

• 依赖于网络层的服务：延时、带宽无法改善
• 增强网络层的服务：顺序混乱、数据丢失、加密

多路复用与解复用

TCP

以TCP为例，应用层建立TCP套接字

应用层调用传输层的服务需要提供的信息有，数据报文与socket套接字—两个参数

1. 在传输层中，通过使用套接字中的源PORT与目标PORT封装报头，然后向下传输
2. 在网络层中，使用套接字中的源IP与目标IP封装成IP的报头。

分组到达目标端后，依次进行报头解包，向上提供有效载荷部分，网络层还需要提供源IP与目标IP，在传输层中，根据这些数据，再解包出来的源RORT与目标PORT，根据这四个数据可以确定对应的套接字，然后根据套接字可以确定目标进程。

UDP

套接字结构

逻辑概念图

1. 进程调用传输层的UDP服务，需要向下提供数据部分、套接字、目标IP与PORT—三个参数
2. UDP使用套接字中的源PORT与传下来目标PORT进行报头的封装
3. 将数据报、套接字中的源IP、目标IP传递给网络层，使用IP协议，封装成IP数据报

在目标端中

1. 网络层对IP报头进行解包，给传输层提供，源IP与目标IP以及有效载荷
2. 传输层对UDP报头进行解包，给应用层提供目标PORT与目标IP，可以确定一个套接字，既可以找到目标进程

在网络传输的过程中，只要四元组$(源IP，源PORT，目标IP，目标PORT)$中的任何一个不一样，访问的主机的进程都会是不一样的

无连接传输UDP

UDP在IP上并没有增加一些服务的性能，报文可能丢失、乱序

• 接收端与发送端之间没有握手
• 每个UDP报文段都被独立的处理

常用于 流媒体、DNS、SNMP，一次传输搞定或者对速率要求高、丢失不敏感的类型。

用户数据报

校验和：一种校验手段，用于判断在传输的过程中，数据是否出错

传输校验码，在接收端会重新根据内容计算一遍，来与校验和对比，判断是否出错，但是校验不一定是绝对正确的，存在某些错误但是通过了校验。

报文段的头部很小，有效载荷占比大，所以传输速率高。

可靠数据传输（rdt）原理

在TCP协议中，器可以建立一条可靠数据传输信道，然后，在进行有序的分组的传输。

不过，传输层实现的有效数据传输协议的下层协议是不可靠的，要在一个底层不可靠的协议上实现可靠的传输协议。

问题逻辑

由于底层信道的不可靠性，导致rdt协议会比较复杂。

当底层信道是完全可靠的

• 没有比特出错
• 没有分组丢失

接收方与发送方

• 发送方将数据打包发送到下层信道
• 接收方从下层信道接收数据

底层信道完全可靠，不需要上层采取什么措施来保证数据可靠

具有比特错位的底层信道

假定底层信道的分组发送是按照顺序被接收的，不过在发送的过程中，会存在一些比特错位的情况（物理部件中）

发送端发送分组后，接收端接收需要对分组进行校验，校验成功，发送给接收端一个(ack)的信号，表示确认收到。

如果校验失败，接受方发送一个(nak)的信号，要求发送方再重传一次。

发送方发送一个分组后，再缓冲区中还需要留这个分组一个备份，等接受方发送一个ack的信号后，再跟新缓冲区，发送下一个分组。如果收到一个nak的信号，则从缓冲区中将备份重传一遍，等待信号。

FSM描述

自动重传协议（ARQ）

需要三种协议来处理比特差错的情况

• 差错检测（校验算法）
• 接收方反馈：确认收到ACK；否定确认，重传（NAK）
• 重传：发送方会重传该分组

缺陷

不过有一个问题，没有考虑到接收方反馈信号受损的情况（发送方没有收到ack或者nak）。

在分组之间引入一个字段代表序号

如果两个信息的序号一样，说明是处于重传的情况。序号改变了，说明这传递的是一个新的分组。

如果发送方发送了分组，序号0，接收方发送一个ack，但是ack受损，本来发送方是希望接收到ack或者nak，但是出现了其它的情况，发送方就会重新把序号0的分组发送给接收方，接收方收到，判断处前后两个分组的序号一样，就会再次发送ACK，同时一直等待，直到接收到前后两个序号不一样的分组，接收方就直到上一个状态结束了，继续去等待收到下一个序号不一样的分组。

• 分组的序号一样：说明一直在重发，接收方与发送方在等待同步
• 分组的需要不一样：说明进入了下一个阶段

接收方，在收到分组时（序号为0），如果校验通过，发回一个ack，然后等待发送方发一个序号1的分组，如果任然接受到的序号为0，说明发送方接收到的数据有误，则 会继续等待，同时发送一个ack给发送方，希望发送方可以同步上来

版本2

如果对于接收方的确认信息，ack或nak，如果不发送nak，通过序号与ack的结合也可以达到nak的效果。

对ack进行编号。

接收端收到的分组校验失败时，需要发送端重新发送一份，接收端会发送nak；发送端需要重新发送分组的情况有，nak出问题了或者分组发送校验失败，两个情况都需要重新发送一份分组

所以，当分组为0时，发送端接收到ack0时，说明双方正常，可以进行下一次分组发送，同时序号变为1；发送端接收到ack1时，说明需要重新发送一份序号0的分组。

接收方，当校验失败时，发送一个ack1，需要发送方重发，等待正常的序号0分组；当接收到一个序号0分组时，发送一个ack0，表示可以进行下一步（等待序号1的分组）。当收到一个序号0分组时，说明发送方正在重传，发回一个ack0，等待发送方发送序号1的的分组（进入下一步）。

此时状态0，等1，可以进入下一步

此时状态1，等0，可以进入下一步

对于发送方而言

• 发送的分组0，接收到ack0，则发送下一个分组；接受到ack1，继续发送分组0，同时等待收到ack0
• 发送的分组1，接收到ack1，则发送下一个分组；接受到ack0，继续发送分组1，同时等待收到ack1

对于接收方而言

• 接收到分组0，校验成功，发送ack0，等待收到分组1，进入下一步;
• 校验失败，发送ack1，等待。

具有比特错位与分组丢失的底层信道

当发送方发送一个分组，然后等待ack，但是分组丢失了，而接收方又没有收到分组，在等待分组，双方都在等待对方的信号，这样会造成死锁，无法向下进行。

引入了超时重传机制，等待超过一定时间就会重传一次分组。

对于发送方等待超时的情况下，发送方不知道是分组丢失，还是ack丢失，直接发送方重传一份。

如果是ack丢失，发送方重新发送一份，对于接收方而言，不过是重新接受一份，继续等待。

当定时设置的合适时，效率是正常的，如果定时设置的不合理，则会导致其性能严重下降。

当rdt3.0在信道较大（带宽大）的情况下，会出现吞吐量很低的情况，传输延时（距离长）较大，会造成利用率非常低，因为RTT时间长。大部分时间都花在传输上。因为，rdt3.0模式下，信道中只能有一个分组进行传输，严重浪费了带宽资源，引入流水线技术。

流水线

一个信道种传输多个分组，当一个分组发送刚出去后，立马发送下一个分组…

所以，发送端要准备一个缓冲区，将发送出去的分组暂存在缓冲区，如果发送失败了，还能重发

通用：滑动窗口协议

发送缓冲区

• 内存中的一个区域，落入缓冲区的分组可以发送
• 用于存放已经发送但是没有得到确认的分组（发送窗口）
• 当需要重发时必要

发送缓冲区的大小

一次可以发送分组的数量

• num=1时，就是停止等待协议
• num>1时，合理的值，不能很大，链路利用率不能超过100%（表示缓存区存放的分组总和有限）

由于要求链路的利用率不能超过100%，且链路的容量是指带宽大小，带宽是有限的，所以对于缓冲区能存放的分组的大小是有限的。

发送窗口

• 在发送缓冲区中，缓冲区不一定被待发送的分组全部占满了

• 缓冲区中，那些已发送，但未确认的分组的序号构成的空间

• 发送窗口的最大值是要<=发送缓冲区的值
  

接收缓冲区

一次最多可以接收存储多少分组

接收窗口

接收窗口才是决定到底一次性接收多少分组

接收窗口尺寸等于1（GBN回退N步）

当接收窗口为1时，按照顺序向后滑动，接受完0号分组，再去接收1好分组

当窗口在2号位置上等待接收，如果三号分组来了，是不会接收的，抛弃掉，只有接受完2号分组才回去接收下一个。

同时，接收端发送一个ack1，表明1号分组已经接收，同时根据rdt的理论，这是在向发送端说，在等待2号分组的接收。

如果接收窗口在2号分组的位置上，且来了3、4、5…其它分组的，接收窗口都不会接收，会将他们抛弃掉，同时向发送端发送一个已接收的最高分组的ack，根据rdt的理论，这个表明接收端正在等待下一个序号的分组，还没接收到。

发送方

依次流水线发送发送窗口中的分组，只有最低序号的分组得到确认窗口才能向前移动

如果发送方一直收到的是已经发送的最高序号的ack，那么说明接收方一直没接收到，需要重传，则会将窗口中的所有分组都进程重传

定时器只有一个，在发送方，发送了分组后，就会开启定时器，定时器结束前没有接收到ack，就会将窗口内的分组全部重新发送一遍。

接收方

其接收窗口的大小为1，这样要去顺序接收，如果当前序号的分组没有被接收，后面序号的分组如果到来是会被抛弃，因为要保证分组的有序性

接收窗口尺寸大于1（选择重发SR）

只要在接受窗口的范围内，是可以乱序接收的，接收到分组后，然后向发送端发送一个ack+对应接收的分组序号。

如果窗口的第一个位置的分组丢失了，而后面的分组都被接收了，会有超时重传，重新发送发送窗口中的分组。

当最低序的分组被接受后，就可以让窗口向后滑动了，滑动到没被接收的位置。

都是要在rdt3.0协议下进行的流水线改造

发送方

发送窗口中的分组要依次进行发送，为避免分组丢失，会为窗口中的每一个分组都准备一个定时器，发送后开始计时。当接收到对应的ack后，窗口就会向后滑动。

如果定时器到了，就会将发送窗口中的未确认的分组重发一次。

接收方

在接收窗口的内部，是可以乱序接收的，然后将其存在缓存区的对应位置上，当最低序号的分组都被接收了，接收窗口才能向后移动。

接收窗口中的每一个分组被接收后，都会发送一个独有的信号，告诉发送方，该分组已经接收，可以停止计时。

滑动

低序号的分组接收，接收窗口向后滑动

高序号的分组到来，窗口内的乱序接收，因为要保证rdt，所以必须保证分组有序，不滑动

发送确认

收到那个分组，就发送那个分组的确认信号。

1. 发送窗口发送数据
2. 接收窗口接收数据，接收窗口滑动
3. 接收端发送确认
4. 发送窗口滑动

对比

SR会为每一个分组都准备一个定时器，而GBN则是顺序接收，只会为发送窗口中的第一个准备定时器，如果超时，会将发送窗口中的分组都发送出去。

面向连接的传输TCP

提供点到点之间的通信，一台主机对一台主机，无法做到一对多的广播模式

TCP连接只在端系统中运行，在网络核心中的网络元素（路由器与交换机）并不会维持其连接状态，对于网络元素，其看到的只是数据报，并不会专门提供一条线路维持其连接。

TCP连接提供的是全双工服务，当两台主机上的进程建立了TCP连接后，两个进程之间可以互相传递数据，而不是单向的数据传递。

三次握手

1. 客户进程首先发送一条特殊的TCP报文段（没有有效载荷）
2. 服务器用另一条特殊的TCP报文段来响应（没有有效载荷）
3. 客户端用第三个特殊的报文段作为响应（承载有效载荷）

MSS（最大报文段长度）

指应用层数据最大字节数

MSS是由从源主机到目标主机的路径上，所有链路上所能够发送的最大链路层帧（最大传输单元），以太网与PPP链路层协议都是1500个字节的MTU

TCP报文段，包括40分字节的报头，加上1460个字节的应用层数据段。

最大对于应用层的数据只能封装成这么大，如果太大，就要对数据进行切分，然后再封装。

TCP为每块客户数据块配上一个TCP首部，形成多个TCP报文段，这些报文段被传递给网络层，通过一连串的路由器与交换机的链路层与物理层，最后到达服务端的TCP连接接收，然后放入TCP接收缓存中（这个缓存应该是在OS提供的一块缓存区）。

TCP连接的每一端都有各自的发送缓存与接收缓存。

两台主机之间的网络元素，并没有为连接提供任何的缓存与变量。

TCP报文段格式

序号（32比特）

这个是对于应用层的数据段，被分割成一块块的MSS，然后封装，这个是对于各块MSS在原数据段中的对于第一个字节的偏移量

TCP报文段中载荷部分的第一个字节在整个应用层数据流中的偏移量。

确认号（32比特）

任何一个TCP的实体，既是接收方也发送方。

在主机A与主机B建立了TCP连接，当主机A发送一串数据给主机B，主机B也会给主机A一个反馈报文段，当主机B收到主机A发送的0-533序号的所有字节，主机B会等待主机A发送534及其之后的报文段字节，主机B就会发送一个确认号为533的报文段，向主机A表明，533及其之前的报文段都已经被接受了，等待后面的报文段。

对于乱序到达的报文段，可以选择缓存（SR），也可以选择抛弃（BGN）。

接收窗口

用于流量控制，愿意接收的字节数量

TCP的往返延时（RTT）和超时

超时设置要大于RTT时间

如果超时设置较小，则会造成主机B还没反馈，就又发送报文段，会发送很多的重复报文段

如果超时设置较大，会造成需要重传时，造成很大的延时。

如何估计RTT

长时间的主机访问的RTT虽然是符合正态分布的，但是无论怎样设置都会造成较大的问题。

但是短时间的主机访问RTT的时间是非常集中的，所以超时设置应该是一个动态的自适应参数

在一个局域网中，RTT非常小，但是对于两个进程之间的TCP通信，这个RTT会不太确定，影响很多。

所以需要时不时的去测量RTT，来动态的调整超时。

指数移动加权平均

当前采样值对于整体值的影响会随着时间（采样次数）的增加而呈指数规律越来越小。

RTT的波动影响

TCP可靠数据传递

TCP是一种流水线的数据传输协议，而流水线的协议由两种：GBN与SR

TCP的数据传递是两种的混合体

TCP基于IP建立了RDT协议

• 管道化的报文段：GBN或者SR
• 累计确认：通过报文段中的确认号（类似于GBN）
• 单个重传定时器：只与最”老“那个报文段相关联，如果超时就会重发最老的那个报文段（SR与GBN的结合）
• 接收方对于乱序，没有规范，可以接收也可以抛弃

超时重传

当过早超时时，发送方会发送最老的那个报文段，然后接收方就会发送最新的预期确认号，这样就可以让发送方关掉定时器，发送预期的报文段。

接收方发送的确认是累计确认，是最新的期望接收的报文段

情况一

情况二

快速重传

如果发送方收到了3个冗余的ACK（收到了3个确认号一样的ACK），说明发送方发送的那个报文段丢失了，因为是流水线持续发送报文段。

这样不用等到定时器触发，直接重发一份。

这个时机比超时重发更早一些，提高速度

接收方发送的报文段的序号是要大于接收到的ack，这样可以检测出接收方的报文段缓冲区存在间隔

伪代码

流量控制

目的

接收方控制发送方的发送速率，不让发送方发的太快、太多，而导致接收方的缓冲区溢出。

通过TCP报文中的接收窗口这个字段，接受方发送给发送方，可以让发送方知道接收方的接收缓冲区中还有多少空间

捎带技术

TCP连接是可以双向通信的，进程A发数据给进程B，进程B也要发数据给进程A。进程B收到进程A的数据，需要将ACK发送给进程A，但是这个ACK可以和进程B发给进程A的数据在一个报文段中一起发回去，TCP报文段也提供了这个格式。

连接管理

在正式交换数据之前，接收方与发送方需要三次握手，建立连接关系

• 同意建立连接：双方都知道对方愿意建立连接
• 同意连接参数：准备资源，维护变量参数

三次握手

第二次握手后，双方就可以开始随机初始化自己的初始序号

在第三次握手后，再开始分配资源，如果再前两次握手，会存在大量的办理按揭同时会消耗大量的系统资源，一种攻击手段。

四次挥手

两个半连接的互相拆除。

客户端确认关闭连接后，双方为了TCP连接准备的资源就会被释放。

通过携带技术，服务端的FIN报文段可以携带对客户端回应的ACK

拥塞控制原理

与流量控制不同，拥塞控制是出现在网络中，针对分组的丢失率与延迟的处理

对于网络核心中的元素，路由器与交换机

• 分组丢失（路由器缓冲区溢出）
• 分组延时高（出现拥塞的情况下，分组排队的时间很长）

拥塞的代价与原因

两个发送方和一个无穷大缓存的路由器

对于路由器的带宽，给两个发送方提供服务，作为一个共享带宽，一个发送方最大享用R/2的带宽

随着发送方的发送速率越来越大了，则在缓冲区的排队的分组也越来越多。当一个发送方占用的带宽达到R/2时，说明共享链路的流量强度以及达到上限。

分组发送中的延时也会越来越大，并且指数级增长。

两个发送方和一个有限缓存的路由器

都知道路由器的缓冲区一旦溢出对于新到来的分组就会被丢失

这样会触发发送方超时重传的机制，会重新发送分组。

一种理想情况，当缓冲区每空出来一个位置，就会有一个重传的分组到达去占据这个位置

另一种情况，当分组在缓冲区中排队延时超过一定时间，会引发重传机制，会再次发送一份分组，或许时间一长（多次路由器中的排队延时），会多次重传，就会造成很多不必要的分组重传，会加剧网络的拥塞程度，同时会造成吞吐率下降，即有效的传输会严重下降。

多个发送方多台路由器

多个发送方说明网络的拥塞会急剧上升，多台路由器会出现多个拥塞的节点

当一个发送方需要经过多台路由器才能到达接收方，如果前几个录用其出现拥塞，然后发送方会发送大量的重传分组，然后某个分组到达一个新的路由器时，那个路由器因为缓冲区溢出，而抛弃那个分组，这样会造成大量的传输能力的浪费，会造成链路的带宽的浪费，会加剧网络的拥塞程度。

控制方法

端到端的拥塞控制

网络层不会为传输层提供信息，端系统必须通过对网络层数据状态的观察来推断，网络中是否出现拥塞

TCP连接通过对报文段的丢失或者收到3次冗余的报文段来判断网络是否出现拥塞，一种推理方法。

当推断网络出现拥塞时，会响应的减少发送速率，当网络情况良好的时候，会提高发送速率。

网络辅助的拥塞控制

网络中的组件（路由器）会向发送方的传输层提供网络的拥塞状况，可以很简单的使用一个比特位来表明链路中的拥塞状态，让发送方调整自己的发送速率，以抑制网络拥塞的恶化

拥塞信息的传递有两种

1. 直接由网络路由器发送一个分组给发送方，告诉发送方拥塞情况
2. 对于发送方发向接收方的分组中，通过某个字段标记来表明网络拥塞，然后让分组到达接收方，由接收方发送一个拥塞分组告诉发送网络拥塞了，这个往返方法至少需要一个RTT的时间，还存在丢失的情况。

ATM

该网络的交换数据单元叫信元

信元只有53个字节，远小于分组的大小，所以其在链路上的传输速率要比分组快，虽然比线路交换慢。

ABR服务

在ATM网络中，网络不发送拥塞的情况，会提高传输速率尽可能利用可用带宽，在网络拥塞的情况，会限制传输速率。

信元分为数据信元与资源管理信元，大部分是数据信元，中间残差了少量的资源管理信元

在资源管理信元，中由两个比特位，一个表示轻微拥塞，一个表示重度拥塞，在经过交换机时，交换机会根据情况来设置资源管理信元的标志位。

发送方将一组信元发送给接收方，经过一连串的交换机，到达接收方后，接收方不做处理，资源管理信元被接收方原路返回给发送方，告诉发送方网络的拥塞情况。

资源管理信元中，还存在一个字段ER，在资源管理信元经过一个个交换机后，可以知道所有交换机可以位会话提供最小的带宽是多少，可以让发送方调整发送速率，改善网络拥塞情况

TCP拥塞控制

如果是网络辅助的拥塞控制，虽然可以提高网络的拥塞控制能力，但是会增加网络的负载，增加路由器的负担，代价比较大。

端到端的控制机制

网络路由器不提供信息，而是靠端自己获得的信息来判断网络是否发送拥塞

• 路由器负载较轻
• 符合网络核心简单的TCP/IP架构原则

如何检测拥塞

某个段超时（丢失）：拥塞

超时定时器的时间到了，但是那个段的确认却没收到

1. 网络拥塞：某个路由器缓冲区溢出，然后被丢弃了；经过多个路由器中排
2. 校验失败：因为各级错误，没有通过校验，而被丢失（概率小）

虽然，一旦超时就认为拥塞是存在问题的，但是总体的大方向控制是没有错误的

3个冗余ACK：轻微拥塞

• 收到第一个ACK：正常，收到确认信号
• 后面收到3次同样的冗余ack，说明这个分组丢失了，但是又没触发定时器，提前重传

网络还能进行一定程度的传输，说明网络存在一定轻微的拥塞

如何控制端的发送速率

为此一个变量，CongWin：在对方未确认的情况下，可以往网络中发送多少字节

发送速率 $rate=\frac{CongWin}{RTT}$，表明单位时间内可以往网络中注入多少字节

超时

会将CongWin的发送速率调整为1个MSS，进入到一个慢启动（SS）的阶段，然后倍增到CongWin/2（每个RTT），进入到拥塞避免（CA）阶段

三次冗余ACK

CongWin降为CongWin/2，进入CA阶段

正常情况

发送方收到正常的ACK，CongWin会逐步增加

• SS阶段：成倍增加（每个RTT）
• CA阶段：线性增加（每个RTT）

TCP拥塞控制与流量控制的联合处理

发送方控制发送但为确认的量，同时也不能超过接收窗口，需要满足流量控制

• SendWin=min{CongWin,RcvWin}
• 满足拥塞控制与流量控制

控制策略

慢启动

刚开始，CongWin等于一个MSS，然后从下一次开始，每次发送是之前一次的两倍，相当于指数级增加。

线性增

当出现超时的情况时，将阈值设置为CongWin/2，然后CongWin变成1MSS开始倍增，当倍增到阈值时，就停止倍增，然后以每次增加一个MSS的速率增加，探测更加准确的阈值。

乘性减

一旦出现超时或者冗余ACK，就会将阈值设置为原先的一半，CongWin变成1个MSS，重新倍增。

维持一个变量：Threshold，表示CongWin成倍增加的阈值。出现丢失时，就设置为CongWin/2

TCP的公平性

两个TCP会话，都需要通过一个瓶颈链路，链路带宽为R，两个会话的RTT相等

因为拥塞控制的阈值每次回变为CongWIn的一半，最后回收敛为两个会话各自占用一半的带宽