[计算机网路]-第五章运输层

运输层主要功能：

• 运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信（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。
• 运输层需要有两种不同的运输协议，即面向连接的 TCP 和无连接的 UDP。

运输层协议概述

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。
• 当网络的边缘部分中的两个主机使用网络的核心部分的功能进行端到端的通信时，只有位于网络边缘部分的主机的协议栈才有运输层，而网络核心部分中的路由器在转发分组时都只用到下三层的功能。

应用进程之间的通信：

• 两个主机进行通信实际上就是两个主机中的应用进程互相通信。
• 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。应用层不同进程的报文通过不同的端口向下交到运输层，再往下就共用网络层提供的服务。
• “运输层提供应用进程间的逻辑通信”。“逻辑通信”的意思是：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。

运输层的两个主要协议

• 用户数据报协议 UDP (User Datagram Protocol)
• 传输控制协议 TCP (Transmission Control Protocol)

两个对等运输实体在通信时传送的数据单位叫作运输协议数据单元 TPDU (Transport Protocol Data Unit)。TCP 传送的数据单位协议是 TCP 报文段(segment)； UDP 传送的数据单位协议是 UDP 报文或用户数据报。

UDP与TCP：

• UDP 在传送数据之前不需要先建立连接。对方的运输层在收到 UDP 报文后，不需要给出任何确认。虽然 UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下 UDP 是一种最有效的工作方式。
• TCP 则提供面向连接的服务。TCP 不提供广播或多播服务。由于 TCP 要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销。这不仅使协议数据单元的首部增大很多，还要占用许多的处理机资源。

强调两点：

• 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。

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。运行在应用层的各种应用进程却不应当让计算机操作系统指派它的进程标识符。这是因为在因特网上使用的计算机的操作系统种类很多，而不同的操作系统又使用不同格式的进程标识符。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。

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（例如，要和互联网上的某一个邮件服务器联系，并不一定要知道这个服务器功能是由哪个目的主机上的进程实现的）。

解决这个问题的方法就是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或UDP来完成。

• 在协议栈层间的抽象的协议端口是软件端口。
• 路由器或交换机上的端口是硬件端口。
• 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。

TCP/IP的运输层用一个 16 位端口号标志一个端口。端口号只具有本地意义，即端口号只是为了标志本计算机应用层中的各进程。在因特网中不同计算机的相同端口号是没有联系的。

用户数据报协议 UDP

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 的主要特点：

• 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。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。

UDP是面向报文的：

UDP 的首部格式

当运输层从IP层收到UDP数据报时，就根据首部中的目的端口，把UDP数据报通过相应的端口上交给最后的终点——应用进程。

传输控制协议 TCP 概述

TCP 最主要的特点

• 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。

面向字节流概念

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。

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：

[套接字 socket = (IP地址: 端口号) ]

每一条 TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定。即：

[TCP 连接 ::= {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)} ]

可靠传输的工作原理

停止等待协议

无差错和有差错情况：

• 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。

确认丢失和确认迟到：

可靠通信的实现：

• 使用上述的确认和重传机制，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=frac{T_D}{T_D+RTT+T_A} ]

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。

连续 ARQ 协议

• 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。
• 累积确认有的优点是：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。

Go-back-N（回退 N）：

如果发送方发送了前 5 个分组，而中间的第 3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的 N 个分组。可见当通信线路质量不好时，连续 ARQ 协议会带来负面的影响。

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。

报文段的首部格式

• 源端口和目的端口字段——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。

• 序号字段——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。

• 确认号字段——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 —— 同步 SYN = 1 表示这是一个连接请求或连接接受报文。

• 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。”

  MSS (Maximum Segment Size)是 TCP 报文段中的数据字段的最大长度。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。

TCP 可靠传输的实现

以字节为单位的滑动窗口

假定数据传输只在一个方向进行，即A向B发送数据，B给A确认：

根据 B 给出的窗口值A 构造出自己的发送窗口。

• TCP 标准强烈不赞成发送窗口前沿向后收缩

A 发送了 11 个字节的数据

• 此时序号为31的数据还没有被B接收到（可能丢失了也可能滞留在网络中的某处），尽管32和33已经收到，B发送的确认报文段中的确认好仍为31。假设现在B收到了31号的数据，那么此时31、32、33这个连续的序列已经收到，B就把31~33号的数据交付主机，然后删除这些数据。接着把接受窗口向前移动3个序号，同时给A发送确认，其中窗口值认为20。如下图：

A 收到新的确认号，发送窗口向前滑动

• 发送窗口中的数据都已发送完，但是还没收到确认，此时发送窗口就停止发送。如果经过一段时间后（由超时计时器控制）就重传这部分数据，并重新设置超时计时器。

强调三点：

• A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）。
• TCP 标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理。通常是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。
• TCP 要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。

窗口和缓存的关系：

发送缓存

接收缓存

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。

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。
• 由于 TCP 的下层是一个互联网环境，IP 数据报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返时间的方差也很大。

加权平均往返时间：

• TCP 保留了 RTT 的一个加权平均往返时间 RTTS（这又称为平滑的往返时间）。

• 第一次测量到 RTT 样本时，RTTS 值就取为所测量到的 RTT 样本值。以后每测量到一个新的 RTT 样本，就按下式重新计算一次 RTTS：

  [新的 RTT_S = (1 - α) × (旧的 RTT_S) + α × (新的 RTT 样本) ]

• 式中，0 ≤ α < 1。若 α 很接近于零，表示 RTT 值更新较慢。若选择 α 接近于 1，则表示 RTT 值更新较快。

• RFC 2988 推荐的 α 值为 1/8，即 0.125。

超时重传时间 RTO：

• RTO 应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTTS。

• RFC 2988 建议使用下式计算 RTO：

  [RTO = RTT_S + 4 × RTT_D ]

• (RTT_D) 是 RTT 的偏差的加权平均值。

• RFC 2988 建议这样计算 (RTT_D)。第一次测量时，(RTT_D)值取为测量到的 RTT 样本值的一半。在以后的测量中，则使用下式计算加权平均的 (RTT_D)：

  [新的 RTT_D = (1 - β) × (旧的RTT_D) + β × |RTT_S - 新的 RTT 样本| ]

• β是个小于 1 的系数，其推荐值是 1/4，即 0.25。

往返时间的测量相当复杂：

• TCP 报文段 1 没有收到确认。重传（即报文段 2）后，收到了确认报文段 ACK。
• 如何判定此确认报文段是对原来的报文段 1 的确认，还是对重传的报文段 2 的确认

Karn算法：

• 在计算平均往返时间 RTT 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。
• 这样得出的加权平均平均往返时间 RTTS 和超时重传时间 RTO 就较准确。

修正的Karn算法：

• 报文段每重传一次，就把 RTO 增大一些：

  [新的RTO=γ×（旧的RTO） ]

• 系数 γ 的典型值是 2 。

• 当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和超时重传时间 RTO 的数值。

• 实践证明，这种策略较为合理。

选择确认 SACK（Selective ACK）

• 接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。
• 如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。

• 和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：左边界和右边界。图中用四个指针标记这些边界。
• 第一个字节块的左边界 L1 = 1501，但右边界 R1 = 3001。
• 左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减 1 才是字节块中的最后一个序号。
• 第二个字节块的左边界 L2 = 3501，而右边界 R2 = 4501。

RFC2018规定：

• 如果要使用选择确认，那么在建立 TCP 连接时，就要在 TCP 首部的选项中加上“允许 SACK”的选项，而双方必须都事先商定好。
• 如果使用选择确认，那么原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。只是以后在 TCP 报文段的首部中都增加了 SACK 选项，以便报告收到的不连续的字节块的边界。
• 由于首部选项的长度最多只有 40 字节，而指明一个边界就要用掉 4 字节，因此在选项中最多只能指明 4 个字节块的边界信息

TCP的流量控制

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。

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。

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。

几种拥塞控制方法

慢开始和拥塞避免

• 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是：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。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。

慢开始算法思想：

• 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。

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。
• 拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，即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。

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。

乘法减小：

“乘法减小“是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现一次超时（即出现一次网络拥塞），就把慢开始门限值 ssthresh 设置为当前的拥塞窗口值乘以 0.5。

加法增大：

“加法增大”是指执行拥塞避免算法后，在收到对所有报文段的确认后（即经过一个往返时间），就把拥塞窗口 cwnd增加一个 MSS 大小，使拥塞窗口缓慢增大，以防止网络过早出现拥塞。

快重传和快恢复

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。 不难看出，快重传并非取消重传计时器，而是在某些情况下可更早地重传丢失的报文段。

快恢复算法：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。

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连接的建立采用客户服务器方式。

TCP连接的建立

三次握手建立TCP连接的各状态

• 第一次握手：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。
• 第二次握手：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。
• 第三次握手：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。

考虑一种情况：A发送连接请求，但是因为连接请求报文长时间滞留而未收到确认。于是A又重传一次连接请求，后来收到了确认，建立了链接。数据传输完毕后，就释放了连接。而第一次滞留的请求报文在某个时间到达了B。B就会认为这是A又一次新的连接请求，于是就向A发出确认报文段。但是A并没有发出建立连接请求，就不理睬B的确认。那么B就会一直等待A发来的数据。这就浪费了大量的B的资源。

所以需要A最后发送一次确认，就是为了防止已失效的连接请求报文段突然。

TCP连接的释放

• A 的应用进程向其 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。

A 必须等待 2MSL 的时间：

• 第一，为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B。
• 第二，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。