第 2 章物理层

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逊翟
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1 第 5 章运输层

2 第 5 章运输层 5.1 运输层协议概述 5.2 用户数据报协议 UDP 5.3 传输控制协议 TCP 概述 5.4 可靠传输的工作原理 5.5 TCP 报文段的首部格式 5.6 TCP 可靠传输的实现 5.7 TCP 的流量控制 5.8 TCP 的拥塞控制 5.9 TCP 的运输连接管理

3 5.1 运输层协议概述进程之间的通信运输层的两个主要协议运输层的端口

4 5.1.1 进程之间的通信传输层提供了主机应用程序进程之间的端到端的服务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

5 运输层的作用应用进程应用进程 AP 1 AP 5 2 端口运输层提供应用进程间的逻辑通信端口 4 AP 3 AP IP 层主机 A 主机 B AP 路由器 1 路由器 2 1 LAN AP 3 LAN WAN AP AP 4 IP 协议的作用范围运输层协议 TCP 和 UDP 的作用范围运输层为相互通信的应用进程提供了逻辑通信

6 网络层和运输层有明显的区别网络层是为主机之间提供逻辑通信, 而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信应用进程互联网应用进程 IP 协议的作用范围 ( 提供主机之间的逻辑通信 ) TCP 和 UDP 协议的作用范围 ( 提供进程之间的逻辑通信 ) 运输层协议和网络层协议的主要区别

7 运输层的作用在一台主机中经常有多个应用进程同时分别和另一台主机中的多个应用进程通信即复用 (multiplexing) 和分用 (demultiplexing)

8 基于端口的复用和分用功能应用层运输层网络层 TCP 复用 TCP 报文段发送方应用进程端口 IP 复用 UDP 复用 UDP 用户数据报应用进程端口 TCP 分用 TCP 报文段接收方 IP 分用 UDP 分用 UDP 用户数据报 IP 数据报 IP 数据报

9 两种不同的运输协议根据应用程序的不同需求, 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 当运输层采用面向连接的 TCP 协议时, 尽管下面的网络是不可靠的 ( 只提供尽最大努力服务 ), 但这种逻辑通信信道就相当于一条全双工的可靠信道当运输层采用无连接的 UDP 协议时, 这种逻辑通信信道是一条不可靠信道

10 可靠信道与不可靠信道应用层发送进程数据接收进程数据发送进程数据接收进程数据? 运输层全双工可靠信道使用面向连接的协议, 如 TCP 不可靠信道使用无连接的协议, 如 UDP

11 5.1.2 运输层的两个主要协议 TCP/IP 的运输层有两个主要协议 : (1) 用户数据报协议 UDP (User Datagram Protocol) (2) 传输控制协议 TCP (Transmission Control Protocol) 应用层 UDP TCP 运输层 IP 数据链路层 TCP/IP 体系中的运输层协议

12 TCP 与 UDP 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

13 TCP 与 UDP UDP: 一种无连接协议提供无连接服务在传送数据之前不需要先建立连接传送的数据单位协议是 UDP 报文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

14 TCP 与 UDP TCP: 一种面向连接的协议提供面向连接的服务传送的数据单位协议是 TCP 报文段 (segment) 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

15 5.1.3 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但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互联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

16 端口号 (protocol port number) 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)

17 TCP/IP 运输层端口端口用一个 16 位端口号进行标志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互联网中, 不同计算机的相同端口号是没有联系的由此可见, 两个计算机中的进程要互相通信, 不仅必须知道对方的 IP 地址 ( 为了找到对方的计算机 ), 而且还要知道对方的端口号 ( 为了找到对方计算机中的应用进程 )

18 (1) 服务器端使用的端口号两大类端口熟知端口, 数值一般为 0~1023 登记端口号, 数值为 1024~49151, 为没有熟知端口号的应用程序使用的使用这个范围的端口号必须在 IANA 登记, 以防止重复 (2) 客户端使用的端口号又称为短暂端口号, 数值为 49152~65535, 留给客户进程选择暂时使用当服务器进程收到客户进程的报文时, 就知道了客户进程所使用的动态端口号通信结束后, 这个端口号可供其他客户进程以后使用

19 RPC SNMP TFTP DNS 常用的熟知端口 SNMP(trap) Telnet FTP SMTP UDP TCP IP HTTPS HTTP

20 5.2 用户数据报协议 UDP UDP 概述 UDP 的首部格式

21 5.2.1 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 : 复用和分用的功能差错检测的功能

22 UDP 的主要特点 (1) UDP 是无连接的, 发送数据之前不需要建立连接, 因此减少了开销和发送数据之前的时延 (2) UDP 使用尽最大努力交付, 即不保证可靠交付, 因此主机不需要维持复杂的连接状态表 (3) UDP 是面向报文的 UDP 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 一次交付一个完整的报文

23 UDP 的主要特点 (4) UDP 没有拥塞控制, 因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低这对某些实时应用是很重要的很适合多媒体通信的要求 (5) UDP 支持一对一一对多多对一和多对多的交互通信 (6) UDP 的首部开销小, 只有 8 个字节, 比 TCP 的 20 个字节的首部要短

24 面向报文的 UDP 应用程序必须选择合适大小的报文若报文太长,UDP 把它交给 IP 层后,IP 层在传送时可能要进行分片, 这会降低 IP 层的效率若报文太短,UDP 把它交给 IP 层后, 会使 IP 数据报的首部的相对长度太大, 这也降低了 IP 层的效率

25 5.2.2 UDP 的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很简单, 只有 8 个字节字节源 IP 地址目的 IP 地址 0 17 UDP 长度字节伪首部源端口目的端口长度检验和 UDP 用户数据报首部数据首部数据发送在前 IP 数据报 UDP 用户数据报的首部和伪首部

26 UDP 基于端口的分用当运输层从 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, 上交最后的终点应用进程端口 1 端口 2 端口 3 UDP 数据报到达 UDP 分用 IP 层

27 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 2 个字节字节源 IP 地址目的 IP 地址 0 17 UDP 长度字节伪首部源端口目的端口长度检验和 UDP 用户数据报首部数据首部数据发送在前 IP 数据报

28 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字节源 IP 地址目的 IP 地址 0 17 UDP 长度字节伪首部源端口目的端口长度检验和 UDP 用户数据报首部数据首部数据发送在前 IP 数据报

29 计算 UDP 检验和的例子 12 字节伪首部 8 字节 UDP 首部 7 字节数据 UDP 的检验和是把首部和数据部分一起都检验全全 0 数据数据数据数据数据数据数据全 0 填充按二进制反码运算求和将得出的结果求反码和 ( 检验和 ) 数据数据数据数据和 0( 填充 ) 求和得出的结果检验和

30 5.3 传输控制协议 TCP 概述 TCP 最主要的特点 TCP 的连接

31 5.3.1 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 TCP 中的流 (stream) 指的是流入或流出进程的字节序列面向字节流的含义是 : 虽然应用程序和 TCP 的交互是一次一个数据块, 但 TCP 把应用程序交下来的数据看成仅仅是一连串无结构的字节流

32 TCP 面向流的概念 TCP 接收方应用程序收到的字节流必须和发送方应用程序发出的字节流完全一样

0 1 2 3 字节流 TCP 1817161514 加上 TCP 首部构成 TCP 报文段

33 TCP 面向流的概念发送方应用进程 H x 表示 TCP 报文段的首部表示序号为 x 的数据字节接收方应用进程字节流把字节写入发送缓存从接收缓存读取字节字节流 TCP 加上 TCP 首部构成 TCP 报文段 TCP 5 4 发送 TCP 报文段 H 10 9 H H TCP 连接

34 TCP 面向流的概念发送端应用进程应用进程接收端端口向发送缓存写入数据块从接收缓存读取数据块端口 TCP 发送缓存 TCP 接收缓存报文段报文段报文段 TCP 不关心应用进程一次把多长的报文发送到 TCP 缓存 TCP 对连续的字节流进行分段, 形成 TCP 报文段

35 注意 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

36 5.3.2 TCP 的连接 TCP 连接的端点不是主机, 不是主机的 IP 地址, 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 IP 地址即构成了套接字

37 套接字 (socket) 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)}

38 5.4 可靠传输的工作原理停止等待协议连续 ARQ 协议

39 理想的传输条件特点理想的传输条件有以下两个特点 : (1) 传输信道不产生差错 (2) 不管发送方以多快的速度发送数据, 接收方总是来得及处理收到的数据在这样的理想传输条件下, 不需要采取任何措施就能够实现可靠传输然而实际的网络都不具备以上两个理想条件必须使用一些可靠传输协议, 在不可靠的传输信道实现可靠传输

40 5.4.1 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, 等待对方的确认在收到确认后再发送下一个分组全双工通信的双方既是发送方也是接收方为了讨论问题的方便, 我们仅考虑 A 发送数据而 B 接收数据并发送确认因此 A 叫做发送方, 而 B 叫做接收方

41 1. 无差错情况 A 发送分组 M1, 发完就暂停发送, 等待 B 的确认 (ACK) B 收到了 M1 向 A 发送 ACK A 在收到了对 M1 的确认后, 就再发送下一个分组 M2 A B 停止发送, 等待 ACK 收到 ACK, 继续发送确认 M1 确认 M2 时间时间

42 2. 出现差错在接收方 B 会出现两种情况 : B 接收 M1 时检测出了差错, 就丢弃 M1, 其他什么也不做 ( 不通知 A 收到有差错的分组 ) M1 在传输过程中丢失了, 这时 B 当然什么都不知道, 也什么都不做在这两种情况下,B 都不会发送任何信息如何保证 B 正确收到了 M1 呢? 解决方法 : 超时重传 A 为每一个已发送的分组都设置了一个超时计时器 A 只要在超时计时器到期之前收到了相应的确认, 就撤销该超时计时器, 继续发送下一个分组 M2

43 2. 出现差错 A B A B t out 超时重发丢弃 t out 超时重发分组错误分组丢失

44 3. 确认丢失和确认迟到确认丢失若 B 所发送的对 M1 的确认丢失了, 那么 A 在设定的超时重传时间内不能收到确认, 但 A 并无法知道 : 是自己发送的分组出错丢失了, 或者是 B 发送的确认丢失了因此 A 在超时计时器到期后就要重传 M1 假定 B 又收到了重传的分组 M1 这时 B 应采取两个行动 : 第一, 丢弃这个重复的分组 M1, 不向上层交付第二, 向 A 发送确认不能认为已经发送过确认就不再发送, 因为 A 之所以重传 M1 就表示 A 没有收到对 M1 的确认

45 3. 确认丢失和确认迟到确认迟到传输过程中没有出现差错, 但 B 对分组 M1 的确认迟到了 A 会收到重复的确认对重复的确认的处理很简单 : 收下后就丢弃 B 仍然会收到重复的 M1, 并且同样要丢弃重复的 M1, 并重传确认分组

46 3. 确认丢失和确认迟到 A B A B t out 超时重发 t out 超时重发重复的, 丢弃确认丢失收下, 重复的, 丢弃确认迟到

47 自动重传请求 ARQ 通常 A 最终总是可以收到对所有发出的分组的确认如果 A 不断重传分组但总是收不到确认, 就说明通信线路太差, 不能进行通信像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求 ARQ (Automatic Repeat request) 意思是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

48 4. 信道利用率停止等待协议的优点是简单, 缺点是信道利用率太低 B t A T D RTT t T D + RTT + T A 停止等待协议的信道利用率太低信道利用率 U T D T D RTT T A

49 流水线传输为了提高传输效率, 发送方可以不使用低效率的停止等待协议, 而是采用流水线传输流水线传输就是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这样可使信道上一直有数据不间断地传送

50 流水线传输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 B t A 流水线传输可提高信道利用率 t

51 5.4.2 连续 ARQ 协议发送方维持的发送窗口, 它的意义是 : 位于发送窗口内的分组都可连续发送出去, 而不需要等待对方的确认这样, 信道利用率就提高了连续 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

52 5.4.2 连续 ARQ 协议发送窗口 (a) 发送方维持发送窗口 ( 发送窗口是 5) 发送窗口向前 (b) 收到一个确认后发送窗口向前滑动连续 ARQ 协议的工作原理

53 累积确认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优点 : 容易实现, 即使确认丢失也不必重传缺点 : 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

54 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

55 5.5 TCP 报文段的首部格式一个 TCP 报文段分为首部和数据两部分, 而 TCP 的全部功能都体现在它首部中各字段的作用 TCP 报文段首部的前 20 个字节是固定的, 后面有 4n 字节是根据需要而增加的选项 (n 是整数 ) 因此 TCP 首部的最小长度是 20 字节

56 TCP 报文段的首部格式 32 位位源端口目的端口 TCP 首部数据偏移保留 U R G A C K P S H 序号确认号 R S T S Y N F I N 窗口 20 字节的固定首部检验和紧急指针选项 ( 长度可变 ) 填充 TCP 报文段 TCP 首部 TCP 数据部分发送在前 IP 首部 IP 数据报的数据部分

57 位源端口目的端口 TCP 首部数据偏移保留 U R G A C K P S H 序号确认号 R S T S Y N F I N 窗口 20 字节固定首部检验和选项 ( 长度可变 ) 紧急指针填充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

58 位源端口目的端口 TCP 首部数据偏移保留 U R G A C K P S H 序号确认号 R S T S Y N F I N 窗口 20 字节固定首部检验和选项 ( 长度可变 ) 紧急指针填充序号字段占 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

59 位源端口目的端口 TCP 首部数据偏移保留 U R G A C K P S H 序号确认号 R S T S Y N F I N 窗口 20 字节固定首部检验和选项 ( 长度可变 ) 紧急指针填充确认号字段占 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

60 位源端口目的端口 TCP 首部数据偏移保留 U R G A C K P S H 序号确认号 R S T S Y N F I N 窗口 20 字节固定首部检验和选项 ( 长度可变 ) 紧急指针填充窗口字段占 2 字节, 用来让对方设置发送窗口的依据, 单位为字节

61 位源端口目的端口 TCP 首部数据偏移保留 U R G A C K P S H 序号确认号 R S T S Y N F I N 窗口 20 字节固定首部检验和选项 ( 长度可变 ) 紧急指针填充检验和占 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

62 5.6 TCP 可靠传输的实现超时重传时间的选择选择确认 SACK

63 5.6.1 超时重传时间的选择重传时间的选择是 TCP 最复杂的问题之一

64 往返时延的方差很大由于 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 (RTT) 的方差也很大往返时间的概率分布数据链路层运输层时间 T 1 T 2 T 3

65 TCP 超时重传时间设置如果把超时重传时间设置得太短, 就会引起很多报文段的不必要的重传, 使网络负荷增大但若把超时重传时间设置得过长, 则又使网络的空闲时间增大, 降低了传输效率 TCP 采用了一种自适应算法, 它记录一个报文段发出的时间, 以及收到相应的确认的时间这两个时间之差就是报文段的往返时间 RTT

66 加权平均往返时间 TCP 保留了 RTT 的一个加权平均往返时间 RTT S ( 这又称为平滑的往返时间 ) 第一次测量到 RTT 样本时,RTT S 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 RTT S : 新的 RTT S (1 ) ( 旧的 RTT S ) ( 新的 RTT 样本 ) 式中,0 1 若很接近于零, 表示 RTT 值更新较慢若选择接近于 1, 则表示 RTT 值更新较快 RFC 2988 推荐的值为 1/8, 即 0.125

67 往返时间 (RTT) 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? 发送一个 TCP 报文段超时重传 TCP 报文段是对哪一个报文段的确认? 收到 ACK 1 2 往返时间 RTT? 往返时间 RTT? 时间

68 Karn 算法问题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但是, 这又引起新的问题当报文段的时延突然增大了很多时, 在原来得出的重传时间内, 不会收到确认报文段于是就重传报文段但不考虑重传的报文段的往返时间样本这样, 超时重传时间就一直无法更新

69 修正的 Karn 算法报文段每重传一次, 就把 RTT 增大一些 : 新的 RTT ( 旧的 RTT) 系数的典型值是 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 的数值

70 5.6.2 选择确认 SACK 问题 : 若收到的报文段无差错, 只是未按序号, 中间还缺少一些序号的数据, 那么能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据? 答案是可以的选择确认 SACK (Selective ACK) 就是一种可行的处理方法

71 接收到的字节流序号不连续 TCP 的接收方在接收对方发送过来的数据字节流的序号不连续, 结果就形成了一些不连续的字节块连续的字节流第一个字节块第二个字节块确认号 = 1001 L 1 = 1501 R 1 = 3001 L 2 = 3501 R 1 = 4501 和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界 : 第一个字节块的左边界 L 1 = 1501, 但右边界 R 1 = 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 L 2 = 3501, 而右边界 R 2 = 4501

72 5.6.2 选择确认 SACK 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

73 RFC 2018 的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

74 5.7 TCP 的流量控制利用滑动窗口实现流量控制 TCP 的传输效率

75 5.7.1 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

76 A 利用可变窗口进行流量控制举例 A 向 B 发送数据在连接建立时,B 告诉 A: 我的接收窗口 rwnd = 400( 字节 ) seq = 1, DATA seq = 101, DATA seq = 201, DATA B 丢失! ACK = 1, ack = 201, rwnd = 300 seq = 301, DATA seq = 401, DATA seq = 201, DATA ACK = 1, ack = 501, rwnd = 100 seq = 501, DATA ACK = 1, ack = 601, rwnd = 0 A 发送了序号 1 至 100, 还能发送 300 字节 A 发送了序号 101 至 200, 还能发送 200 字节允许 A 发送序号 201 至 500 共 300 字节 A 发送了序号 301 至 400, 还能再发送 100 字节新数据 A 发送了序号 401 至 500, 不能再发送新数据了 A 超时重传旧的数据, 但不能发送新的数据允许 A 发送序号 501 至 600 共 100 字节 A 发送了序号 501 至 600, 不能再发送了不允许 A 再发送 ( 到序号 600 为止的数据都收到了 )

77 可能发生死锁 B 向 A 发送了零窗口的报文段之后 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 的报文段但这个报文段在传送过程中丢失了 A 一直等待收到 B 发送的非零窗口的通知, 而 B 也一直等待 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为了解决这个问题,TCP 为每一个连接设有一个持续计时器 (persistence timer)

78 持续计时器只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知, 就启动该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

79 5.7.2 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发送出去如何控制 TCP 发送报文段的时机仍然是一个较为复杂的问题

80 发送方糊涂窗口综合症发送方 TCP 每次接收到一字节的数据后就发送这样, 发送一个字节需要形成 41 字节长的 IP 数据报若接收方确认, 就需回送一个 ACK 效率很低解决方法 : 使用 Nagle 算法

81 Nagle 算法若发送应用进程把要发送的数据逐个字节地送到 TCP 的发送缓存, 则发送方就把第一个数据字节先发送出去, 把后面到达的数据字节都缓存起来当发送方收到对第一个数据字符的确认后, 再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文段发送出去, 同时继续对随后到达的数据进行缓存只有在收到对前一个报文段的确认后才继续发送下一个报文段当到达的数据已达到报文段的最大长度时, 就立即发送

82 接收方糊涂窗口综合症接收方的应用进程每次只读取一个字节, 于是接收方又发送窗口大小为一个字节的更新报文, 发送方应邀发送一个字节的数据 ( 发送的 IP 数据报是 41 字节长 ), 于是接收窗口又满了, 如此循环往复解决方法 : 让接收方等待一段时间, 使得或者接收缓存已有足够空间容纳一个最长的报文段, 或者等到接收缓存已有一半空闲的空间只要出现这两种情况之一, 接收方就发出确认报文, 并向发送方通知当前的窗口大小

83 5.8 TCP 的拥塞控制拥塞控制的一般原理 TCP 的拥塞控制方法

84 5.8.1 拥塞控制的一般原理在某段时间, 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这种现象称为拥塞 (congestion) 出现拥塞的原因 : 对资源需求 > 可用资源

85 增加资源能解决拥塞吗? 不能在许多情况下, 不但不能解决拥塞问题, 而且还可能使网络的性能更坏网络拥塞往往是由许多因素引起的例如 : 如果一个路由器没有足够的缓存空间, 它就会丢弃新到的分组发送方又会重传这一分组, 甚至可能还要重传多次增大缓存, 但未提高输出链路的容量和处理机的速度, 排队等待时间将会大大增加, 引起大量超时重传, 解决不了网络拥塞

86 拥塞控制与流量控制的区别拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中, 使网络中的路由器或链路不致过载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

87 拥塞控制与流量控制的区别流量控制往往指点对点通信量的控制, 是个端到端的问题 ( 接收端控制发送端 ) 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

88 拥塞控制所起的作用吞吐量理想的拥塞控制实际的拥塞控制无拥塞控制死锁 ( 吞吐量 = 0) 0 轻度拥塞拥塞提供的负载

89 开环控制和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方法是基于反馈环路的概念属于闭环控制的有以下几种措施 : (1) 监测网络系统以便检测到拥塞在何时何处发生 (2) 将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方 (3) 调整网络系统的运行以解决出现的问题

90 主要指标有 : 监测网络的拥塞的指标由于缺少缓存空间而被丢弃的分组的百分数 ; 平均队列长度 ; 超时重传的分组数 ; 平均分组时延 ; 分组时延的标准差, 等等上述这些指标的上升都标志着拥塞的增长

91 5.8.2 TCP 的拥塞控制方法 TCP 采用基于窗口的方法进行拥塞控制该方法属于闭环控制方法 TCP 发送方维持一个拥塞窗口 CWND (Congestion Window) 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端利用拥塞窗口根据网络的拥塞情况调整发送的数据量所以, 发送窗口大小不仅取决于接收方公告的接收窗口, 还取决于网络的拥塞状况, 所以真正的发送窗口值为 : 真正的发送窗口值 = min( 公告窗口值, 拥塞窗口值 )

92 控制拥塞窗口的基本原则网络没有出现拥塞, 拥塞窗口就可以再增大一些, 以便把更多的分组发送出去, 这样就可以提高网络的利用率网络出现拥塞或有可能出现拥塞, 就必须把拥塞窗口减小一些, 以减少注入到网络中的分组数, 以便缓解网络出现的拥塞

93 重传定时器超时如何判断拥塞? 现在通信线路的传输质量一般都很好, 因传输出差错而丢弃分组的概率是很小的 ( 远小于 1 %) 只要出现了超时, 就可以猜想网络出现了拥塞收到三个相同 ( 重复 ) 的 ACK 个别报文段会在网络中丢失, 预示可能会出现拥塞 ( 实际未发生拥塞 ), 因此可以尽快采取控制措施, 避免拥塞

94 TCP 拥塞控制算法四种 ( RFC 5681) : 慢开始 (slow-start) 拥塞避免 (congestion avoidance) 快重传 (fast retransmit) 快恢复 (fast recovery)

95 慢开始 (Slow start) 算法的思路 : 由小到大逐渐增大拥塞窗口数值初始拥塞窗口 cwnd 设置 : 不超过 2 至 4 个发送方的最大报文段 SMSS 的数值拥塞窗口 cwnd 控制方法 : 在每收到一个对新的报文段的确认后, 可以把拥塞窗口增加

96 cwnd = 1 发送方每收到一个对新报文段的确认 ( 重传的不算在内 ) 就使 cwnd 增加发送 M 1 发送方接收方确认 M 1 轮次 1 cwnd = 2 发送 M 2 ~M 3 确认 M 2 ~M 3 轮次 2 cwnd = 4 发送 M 4 ~M 7 每经过一个传输轮次, 拥塞窗口就加倍窗口大小按指数增加, 不慢! 确认 M 4 ~M 7 轮次 3 cwnd = 8 发送 M 8 ~M 15

97 传输轮次使用慢开始算法后, 每经过一个传输轮次 (transmission round), 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

98 拥塞避免算法思路 : 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因此在拥塞避免阶段就有加法增大 (Additive Increase) 的特点这表明在拥塞避免阶段, 拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长, 比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多

99 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 ( 重传定时器超时 ): 执行慢开始算法

慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值慢开始拥塞窗口 cwnd 24 20 16 12 8 4 0 0 慢开始超时 2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 22

100 慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值慢开始拥塞窗口 cwnd 慢开始超时 ACK 24 TCP Reno 版本传输轮次当 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

101 慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值拥塞窗口 cwnd 超时 ACK 24 TCP Reno 版本传输轮次当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值 ssthresh 时 ( 图中的点, 此时拥塞窗口 cwnd = 16), 就改为执行拥塞避免算法, 拥塞窗口按线性规律增长

102 必须强调指出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

103 慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值拥塞窗口 cwnd 超时 ACK 24 TCP Reno 版本传输轮次当拥塞窗口 cwnd = 24 时, 网络出现了超时 ( 图中的点 ), 发送方判断为网络拥塞于是调整门限值 ssthresh = cwnd / 2 = 12, 同时设置拥塞窗口 cwnd = 1, 进入慢开始阶段

104 慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值拥塞窗口 cwnd 超时 ACK 24 TCP Reno 版本传输轮次按照慢开始算法, 发送方每收到一个对新报文段的确认 ACK, 就把拥塞窗口值翻倍当拥塞窗口 cwnd = ssthresh = 12 时 ( 图中的点, 这是新的 ssthresh 值 ), 改为执行拥塞避免算法, 拥塞窗口按线性规律增大

105 慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值拥塞窗口 cwnd 超时 ACK 24 TCP Reno 版本传输轮次当拥塞窗口 cwnd = 16 时 ( 图中的点 ), 出现了一个新的情况, 就是发送方一连收到 3 个对同一个报文段的重复确认 ( 图中记为 3-ACK) 发送方改为执行快重传和快恢复算法

106 快重传算法发送方只要一连收到三个重复确认, 就知道接收方确实没有收到报文段, 因而应当立即进行重传 ( 即快重传 ), 这样就不会出现超时, 发送方也不会误认为出现了网络拥塞使用快重传可以使整个网络的吞吐量提高约 20% 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

107 快重传举例发送方接收方发送 M 1 发送 M 2 确认 M 1 收到三个连续的对 M 2 的重复确认立即重传 M 3 发送 M 3 丢失? 发送 M 4 发送 M 5 发送 M 6 发送 M 7 确认 M 2 重复确认 M 2 重复确认 M 2 重复确认 M 2 t t

108 快恢复算法当发送端收到连续三个重复的确认时, 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, 而是执行快恢复算法 FR (Fast Recovery) 算法

109 慢开始和拥塞避免算法的实现举例 ssthresh 的初始值拥塞窗口 cwnd 超时 ACK 24 TCP Reno 版本传输轮次因此, 在图的点, 发送方知道现在只是丢失了个别的报文段于是不启动慢开始, 而是执行快恢复算法这时, 发送方调整门限值 ssthresh = cwnd / 2 = 8, 同时设置拥塞窗口 cwnd = ssthresh = 8( 见图中的点 ), 并开始执行拥塞避免算法

110 TCP 拥塞控制流程图 ssthresh = cwnd / 2 cwnd = 1 连接建立超时慢开始拥塞窗口 cwnd = 1 按指数规律增大 cwnd ssthresh 3 个重复的 ACK ssthresh = cwnd / 2 cwnd = ssthresh 超时拥塞避免拥塞窗口 cwnd 按线性规律增大 3 个重复的 ACK 连接终止

111 5.9 TCP 的运输连接管理 TCP 的连接建立 TCP 的连接释放

112 运输连接的三个阶段 TCP 是面向连接的协议运输连接有三个阶段 : 连接建立数据传送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

113 TCP 连接建立过程中要解决的三个问题 (1) 要使每一方能够确知对方的存在 (2) 要允许双方协商一些参数 ( 如最大窗口值是否使用窗口扩大选项和时间戳选项以及服务质量等 ) (3) 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

114 客户服务器方式 TCP 连接的建立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)

115 5.9.1 TCP 的连接建立 TCP 建立连接的过程叫做握手握手需要在客户和服务器之间交换三个 TCP 报文段称之为三报文握手采用三报文握手主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了, 因而产生错误

116 TCP 的连接建立 : 采用三报文握手客户 A 服务器 B CLOSED 主动打开 CLOSED 被动打开 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

117 TCP 的连接建立 : 采用三报文握手客户 A 服务器 B CLOSED 主动打开 CLOSED 被动打开 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

118 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, 连接已经建立客户 A 服务器 B CLOSED 主动打开 CLOSED 被动打开

119 B 的 TCP 收到主机 A 的确认后, 也通知其上层应用进程 :TCP 连接已经建立客户 A 服务器 B CLOSED 主动打开 CLOSED 被动打开数据传送

120 TCP 的连接建立 : 采用三报文握手采用三报文握手建立 TCP 连接的各状态客户服务器 A B 主动打开 CLOSED CLOSED 被动打开 SYN- SENT LISTEN SYN- RCVD ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED

121 5.9.2 TCP 的连接释放数据传输结束后, 通信的双方都可释放连接 TCP 连接释放过程是四报文握手

122 5.9.2 TCP 的连接释放 TCP 的连接释放 : 采用四报文握手客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED 数据传输结束后, 通信的双方都可释放连接现在 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

123 TCP 的连接释放 : 采用四报文握手客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED 通知应用进程 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

124 TCP 的连接释放 : 采用四报文握手客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED 通知应用进程被动关闭若 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

125 TCP 的连接释放 : 采用四报文握手客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED 通知应用进程被动关闭 A 收到连接释放报文段后, 必须发出确认

126 TCP 的连接释放 : 采用四报文握手客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED 通知应用进程被动关闭在确认报文段中 ACK = 1, 确认号 ack w 1, 自己的序号 seq = u + 1

Chapter 5- 运输层 (1)-2017

Chapter 5- 运输层 (1)-2017 计算机网络第五章运输层 (1) 陈旺虎 chenwh@nwnu.edu.cn 第 5 章运输层 5.1 运输层协议概述 5.2 运输层协议概述 5.3 传输控制协议 TCP 概述 5.4 可靠传输的工作原理 4.5 TCP 报文段的首部格式 5.6 TCP 可靠传输的实现 5.7 TCP 的流量控制 5.8 TCP 的拥塞控制 5.9 TCP 的连接管理 5.1 运输层协议概述从通信和信息处理的

第 2 章 物理层

第 2 章物理层