《计算机网络》课程笔记 (Ch03-运输层)

为运行在不同主机上的应用进程之间提供逻辑通信功能。

将应用层报文切分为块，然后加上运输层首部，形成报文段，交付给网络层。

多路复用与多路分解

将网络层提供的主机到主机交付服务延伸到进程到进程交付服务。利用的是端口。

每个报文段有（源端口，目的端口）字段指示报文段要交付的套接字。当一个网络应用程序运行时，必须为其分配一个端口号。套接字与进程之间不一定一一对应，有的进程可以拥有多个套接字。

UDP下无连接的多路复用与多路分解

标识为<目的IP，目的端口>。来、回的报文段会发生端口号的反转。

TCP下面向连接的多路复用与多路分解

标识为<源IP，源端口，目的IP，目的端口>。对同一个目的端口的连接（如HTTP的80），根据源IP进行区分。

无连接运输UDP

用户数据报协议，只是做了传输协议能够做的最少的工作。

报文段结构

UDP校验和

对UDP报文段中所有16比特字求和，求和时遇到任何溢出都回卷（溢出位加到最低位），然后全部取反运算。

接收方将受到的全部的比特字（包括校验和）一起相加。如果分组中无差错，则这个和将是1111 1111 1111 1111；如果有1个比特是0，则说明分组中出现了差错。

只提供差错检测，不提供差错恢复。

可靠传输原理

如何在不可靠的信道上实现可靠传输？

四个事件

• rdt_send：上层调用，可靠发送
• udt_send：该层调用，不可靠发送
• rdt_rcv：该层调用，可靠接收
• deliver_data：该层调用，将数据送往上层

RDT 1.0 - 完全可靠信道

没有比特错误，没有丢包。

RDT 2.0 - 比特差错信道

引入校验和用来检测比特差错。引入确认机制（ACK和NAK）作为接收方的反馈消息，发送方收到NAK后重传。ACK和NAK不出错。

RDT 2.1 - ACK / NAK本身会出错

如果ACK/NAK出错，那么发送者直接重传当前的分组。

问题是引入了冗余分组，接收者无法分辨当前接收的是新分组还是重传的分组。解决方案是给分组添加序号，接收者收到相同序号的分组则认为是重传。

RDT 2.2 - 无NAK

ACK带序号，表示对对应分组的确认。如果发送方收到的是对上一个分组的ACK，则表示接收方没有正确接收当前分组，需要进行重传。

RDT 3.0 - 比特差错且丢包信道

由于新增了丢包问题，因此在RDT2.2的基础上新增倒数定时器用于进行定时重传。

在send pkt后一段时间若未收到ACK（说明pkt丢失或ack丢失），则重传pkt。

可能带来的问题是提前重传（ack还在路上），需要设置合适的timeout时间。

流水线传输

RDT3.0是一个停等协议，故存在性能问题，我们希望可以不停等方式运行，即允许发送方发送多个分组而无需等待确认。这要求增加序号范围；发送方和接收方要缓存多个分组。

解决流水线传输的差错回复主要有以下两种方法：

回退N步（GBN）

流水线中未确认的分组数不能超过N，即维护一个大小为N的窗口，发未ack的必须小于等于N。

接收方采用累积确认ACK，即收到ACK x时，x及小于x的分组均ACK。 这也意味着，如果发送方发送了1、2、3，接收方只收到1、3，则不可ACK 3，只能ACK 1。当超时发生时，发送方重传所有发未ACK的分组。

选择重传（SR）

收发双方都维护一个长度为N的窗口。发送方的窗口左不能大于最早的发未ack，接收方的窗口左不能大于最早的期待但未收到，即所有pending中的分组都必须在窗口中。

相比GBN，发送方只重传那些它怀疑在接收方出错的分组，从而避免单个分组的出错引起大量分组的重传。但这样，每个分组逻辑上都要有单独的定时器。

接收方在收到乱序分组时不丢弃而是缓存。在一段时间后发送方定时器将发现没有对应ack，从而怀疑丢失，进行重传。接收方收到缺失分组后补齐交付上层。

序号空间与窗口大小

窗口大小必须小于等于序号空间的一半。窗口大小过大会导致无法区分是新的分组还是之前重传的分组（序号空间已经轮完一轮）。

面向连接的运输TCP

基本介绍

特点：一对一，全双工（一端可同时收发），流水线，面向字节流，可靠传输。有流量控制和拥塞控制。

MSS（最大报文段长度（不含头部））限制了报文段的payload。

• 序号SEQ：该报文段首字节在有序的字节流中的编号

  

• 确认号ACK：期望从对方收到的下一个报文段首字节的序号

  • 累计确认策略：对于失序的报文段， ACK该报文段的序号

  

• RTT估计

  超时重传的时间间隔必须大于RTT（往返时间，即报文段发出到确认的时间），因此估计RTT很重要。

  使用指数加权平均来更新RTT的估计值：EstRTT=(1-α)EstRTTold+αSampleRTT，α=0.125，SampleRTT为采样的RTT

  同时估计一个参数RTT偏差：DevRTT=(1-β)DevRTTold+β|SampleRTT-EstRTTold|，β=0.25来衡量RTT的波动

  这样就可以给出超时间隔Timeout=EstRTT+4DevRTT

• 可靠数据传输实现

  使用滑动窗口、累计确认、单个重传定时器、在超时或重复ACK时触发重传

  • 场景1：仅超时重传

    • 从上层应用接收数据，启动定时器（如果未启动）
    • 定时器超时时，重传引起超时的报文段（最早发出未确认），重启定时器
      • 超时后如何设置新的超时间隔？可以加倍。但当收到上层数据或ACK时，要重新按照公式计算。
    • 收到ACK时，进行累计确认；如果此时仍有未确认的，则重启定时器

  • 场景2：快速重传：超时或冗余ACK重传

    冗余ACK：接收方送来一个之前发送方确认过的ACK，表明该期望包没有收到

    快速重传的做法是收到3个冗余ACK就立即重传，不等待超时

流量控制

发送方太快可能淹没接收方，因此需要流量控制。（注意对比和拥塞控制的区别）

接收方维护变量接收窗口rwnd， 用于告诉发送方当前还有多少可用的缓存空间。发送方已发送未确认的数据量必须小于等于接收方当前的接收窗口，即LastByteSent-LastByteAcked≤rwnd。（全双工通信时，发送方同时是接收方，两端都需要维护rwnd）

连接管理

三次握手

流程：SYN x → ACK x+1, SYN y → ACK y+1

在这个过程中，完成了连接的建立和序列号的协商

四次挥手

流程：FIN x → ACK x+1 → FIN y → ACK y+1

ACK x+1后不立即FIN：发送残余数据

ACK y+1后不立即CLOSE，而是等2MSL：客户端发送的最后一个ACK可能丢失。假设丢失发生，则1MSL后，服务器因没收到ACK而重传FIN；又1MSL后，新FIN到达客户端，客户端重新执行ACK y+1。

TCP还设有一个保活计时器。客户端如果故障，服务器不能一直等。服务器每收到一次客户端的请求后都复位这个计时器。

拥塞控制

太多数据被发送到网络中， 网络来不及处理。表现是丢包和延迟。

拥塞控制站在网络角度，不同于流量控制的双方角度。

拥塞的代价

参数：λin - 分组到达速率；λout - 分组退出速率；R - 链路承载量

• 网络拥塞的一种代价：当分组到达速率接近链路容量时，将经历较长的排队时延。

  2发2收，路由无限缓存，不重传。左图λout变平是因为超出的包全部丢掉了。

  

• 网络拥塞的第二种代价：发送方必须重传以补偿因为缓存溢出而丢弃的分组。

  网络拥塞的第三种代价：发送方在遇到大时延时进行的不必要重传，导致路由器转发不必要的分组。

  路由有限缓存，重传超时分组（丢失或太慢的）。则即使λin=λout，若考虑丢包重传，则λin'=λin+λforloss>λout，将发生拥塞。

  理想情况下，若能区分且只重传丢失分组，则λout最终仍可到达R/2，即链路仍合理满载，因为相当于恰补足了丢失的部分，而没有多余的包。

  实际情况下，不能区分丢失分组和太慢分组，会多重传（不必要重传），则链路无法合理满载。

  

• 网络拥塞的第四种代价：当分组被丢弃时，每个上游路由器用于转发该分组使用的传输容量最终浪费了。如果路由器R处理两条链路，其中一条超载，则另一条几乎不通。如果超载的这一条传输的数据在后级又被丢弃，则整个网络吞吐量将趋于0。

  

处理方法

端到端拥塞控制：让发送方根据感知到的网络拥塞，来调整发送数据的速率。

• 如何感知拥塞？

  • 发生丢包事件（超时、冗余ACK）则网络拥塞
  • 正常收到未确认的ACK则网络正常

• 如何限制发送速率？

  • 维护一个变量拥塞发送窗口cwnd
  • 约束LastByteSent-LastByteAcked≤min{cwnd, rwnd}

• 用什么算法调整发送速率？

  • 基本思想

    • 加性增：每经过1RTT，cwnd扩大1MSS，直到发生丢包
    • 积性减：一旦发生丢包，cwnd减半

  • 具体方法

    • 慢启动：慢速率开始，指数级增长

      • cwnd=1MSS。每收到一个非冗余ACK，cwnd+=1，相当于每个RTT，cwnd*=2。

      • 当cwnd到达阈值ssthresh时，转入拥塞避免模式（线性增长）

      • 当发生超时时，修正阈值ssthresh=cwnd/2，cwnd=1MSS，重新慢启动

      • 当收到3个冗余ACK时，修正阈值ssthresh=cwnd/2，cwnd=ssthresh+3，转入快速恢复模式

    • 拥塞避免：加性增

      • 从慢启动转向拥塞避免的条件可以知道，进入拥塞避免状态时，cwnd≈上次拥塞时的一半，则此时还没有拥塞，但不能过激增加
      • 每个RTT，cwnd+=1
      • 当发生超时时，修正阈值ssthresh=cwnd/2，cwnd=1MSS，重新慢启动
      • 当收到3个冗余ACK时，修正阈值ssthresh=cwnd/2，cwnd=ssthresh+3，转入快速恢复模式

    • 快速恢复：报文段守恒

      • 每个冗余ACK（说明有一个报文段被端系统接收了），cwnd+=1
      • 当发生超时时，修正阈值ssthresh=cwnd/2，cwnd=1MSS，重新慢启动
      • 当收到新的ACK时，cwnd=ssthresh，转入拥塞避免模式