Microsoft PowerPoint - 计算机网络13

Size: px

Start display at page:

Download "Microsoft PowerPoint - 计算机网络13"

似慎
7 years ago
Views:

1 第七章运输层大连理工大学电信学部信息与通信工程学院王波 1

2 7.6.2 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 2

3 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 3

4 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 α) ( 旧的 RTT S ) + α ( 新的 RTT 样本 ) (7-4) 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

5 超时重传时间 RTO (RetransmissionTime-Out) RTO 应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTT S RFC 2988 建议使用下式计算 RTO: RTO = RTT S + 4 RTT D (7-5) 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 (7-6) β 是个小于 1 的系数, 其推荐值是 1/4, 即

6 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? 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 时间往返时间 RTT? 往返时间 RTT? 6

7 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 RTT S 和超时重传时间 RTO 就较准确 7

8 修正的 Karn 算法报文段每重传一次, 就把 RTO 增大一些 : 系数 γ 的典型值是 2 新的 RTO = γ ( 旧的 RTO) 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 8

9 7.6.3 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 9

10 接收到的字节流序号不连续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 : 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 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 =

11 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 11

12 7.7 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 12

13 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 ) A B seq = 1, DATA seq = 101, DATA seq = 201, DATA 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 )

14 持续计时器 (persistence timer) 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 14

15 7.7.2 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 ( 但长度不能超过 MSS) 发送出去 15

16 7.8 TCP 的拥塞控制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 (7-7) 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 16

17 拥塞控制与流量控制的关系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通信量的控制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 17

18 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 18

19 拥塞控制的一般原理拥塞控制是很难设计的, 因为它是一个动态的 ( 而不是静态的 ) 问题当前网络正朝着高速化的方向发展, 这很容易出现缓存不够大而造成分组的丢失但分组的丢失是网络发生拥塞的征兆而不是原因在许多情况下, 甚至正是拥塞控制本身成为引起网络性能恶化甚至发生死锁的原因这点应特别引起重视 19

20 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 20

21 7.8.2 几种拥塞控制方法 1. 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 21

22 慢开始算法的原理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 22

23 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 加 1 发送方接收方发送 M 1 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 确认 M 4 ~M 7 轮次 3 cwnd = 8 发送 M 8 ~M 15 t t

24 传输轮次 (transmission round) 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 24

25 设置慢开始门限状态变量 ssthresh 慢开始门限 ssthresh 的用法如下 : 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 25

26 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 26

27 ssthresh 的初始值新的 ssthresh 值慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始当 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

28 ssthresh 的初始值新的 ssthresh 值慢开始慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd 指数规律增长网络拥塞乘法减小慢开始拥塞避免加法增大慢开始拥塞避免加法增大 22 传输轮次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

29 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值指数规律增长传输轮次慢开始慢开始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 M 0

30 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始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 M 1 和 M 2 两个报文段

31 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始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

32 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始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

33 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始当拥塞窗口 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

34 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始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

35 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始更新后的 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

36 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 拥塞避免加法增大网络拥塞乘法减小拥塞避免加法增大新的 ssthresh 值 12 8 慢开始指数规律增长传输轮次慢开始慢开始当 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

37 乘法减小 (multiplicative decrease) 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 当网络频繁出现拥塞时,ssthresh 值就下降得很快, 以大大减少注入到网络中的分组数 37

38 加法增大 (additive increase) 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 38

39 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 39

40 2. 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 40

41 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 立即重传 M 3 t t

42 快恢复算法 (1) 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 (2) 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 42

43 从连续收到三个重复的确认转入拥塞避免拥塞窗口 cwnd ssthresh 的初始值 16 新的 ssthresh 值 12 慢开始拥塞避免加法增大乘法减小快恢复慢开始收到 3 个重复的确认执行快重传算法拥塞避免加法增大 TCP Reno 版本 TCP Tahoe 版本 ( 已废弃不用 ) 传输轮次 43

44 发送窗口的上限值发送方的发送窗口的上限值应当取为接收方窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个, 即应按以下公式确定 : 发送窗口的上限值 = Min [rwnd, cwnd] (7-8) 当 rwnd < cwnd 时, 是接收方的接收能力限制发送窗口的最大值当 cwnd < rwnd 时, 则是网络的拥塞限制发送窗口的最大值 44

45 7.8.3 随机早期检测 RED (Random Early Detection) 使路由器的队列维持两个参数, 即队列长度最小门限 TH min 和最大门限 TH max RED 对每一个到达的数据报都先计算平均队列长度 L AV 若平均队列长度小于最小门限 TH min, 则将新到达的数据报放入队列进行排队若平均队列长度超过最大门限 TH max, 则将新到达的数据报丢弃若平均队列长度在最小门限 TH min 和最大门限 TH max 之间, 则按照某一概率 p 将新到达的数据报丢弃

46 RED 将路由器的到达队列划分成为三个区域丢弃以概率 p 丢弃排队分组到达从队首发送最小门限 TH min 平均队列长度 L av 最大门限 TH min 46

47 丢弃概率 p 与 TH min 和 Th max 的关系当 L AV < Th min 时, 丢弃概率 p = 0 当 L AV >Th max 时, 丢弃概率 p = 1 当 TH min < L AV < TH max 时, 0 < p < 1 例如, 按线性规律变化, 从 0 变到 p max 1.0 分组丢弃概率 p p max 0 平均队列长度 L av 最小门限 TH min 最大门限 TH max 47

48 瞬时队列长度和平均队列长度的区别队列长度瞬时队列长度平均队列长度时间 48

49 7.9 TCP 的运输连接管理 1. 运输连接的三个阶段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 49

50 客户服务器方式 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) 50

51 7.9.1 TCP 的连接建立用三次握手建立 TCP 连接客户服务器 A B 主动打开 CLOSED CLOSED 被动打开 SYN = 1, seq = x 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

52 客户 TCP 的连接建立用三次握手建立 TCP 连接 A 服务器 B 主动打开 CLOSED CLOSED 被动打开 SYN = 1, seq = x SYN = 1, ACK = 1,seq = y, ack= x + 1 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

53 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, 连接已经建立客户服务器 A B CLOSED CLOSED 主动打开被动打开 SYN = 1, seq = x SYN = 1, ACK = 1,seq = y, ack= x + 1 ACK = 1, seq = x + 1, ack = y + 1

54 B 的 TCP 收到主机 A 的确认后, 也通知其上层应用进程 :TCP 连接已经建立客户服务器 A B CLOSED CLOSED 主动打开被动打开 SYN = 1, seq = x SYN = 1, ACK = 1,seq = y, ack= x + 1 ACK = 1, seq = x + 1, ack = y + 1 数据传送

55 7.9.1 TCP 的连接建立用三次握手建立 TCP 连接的各状态客户服务器 A B CLOSED CLOSED 主动打开被动打开 SYN = 1, seq = x SYN- SENT LISTEN SYN = 1, ACK = 1,seq = y, ack= x + 1 SYN- RCVD ACK = 1, seq = x + 1, ack = y + 1 ESTAB- LISHED 数据传送 ESTAB- LISHED

56 客户 A TCP 的连接释放服务器 B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 FIN = 1, seq = u 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 CLOSED seq = u, 等待 B 的确认 CLOSED

57 7.9.2 TCP 的连接释放客户 A 服务器 B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送 FIN = 1, seq = u ESTAB- LISHED 通知应用进程 ACK = 1,seq = v, ack= u + 1 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

58 FIN = 1, seq = u ACK = 1,seq = v, ack= u + 1 FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u + 1 主动关闭 TCP 的连接释放客户服务器 A B ESTAB- LISHED 数据传送通知 ESTAB- LISHED 应用进程数据传送被动关闭若 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

59 7.9.2 TCP 的连接释放客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送通知 ESTAB- LISHED 应用进程 FIN = 1, seq = u ACK = 1,seq = v, ack= u + 1 数据传送被动关闭 FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u + 1 ACK = 1, seq = u + 1, ack = w + 1 A 收到连接释放报文段后, 必须发出确认

60 7.9.2 TCP 的连接释放客户服务器 A B 主动关闭 ESTAB- LISHED 数据传送通知 ESTAB- LISHED 应用进程 FIN = 1, seq = u ACK = 1,seq = v, ack= u + 1 数据传送被动关闭 FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u + 1 ACK = 1, seq = u + 1, ack = w + 1 在确认报文段中 ACK = 1, 确认号 ack = w + 1, 自己的序号 seq = u + 1

61 TCP 连接必须经过时间 TCP 2MSL 的连接释放后才真正释放掉客户服务器 A B 主动关闭 FIN = 1, seq = u ACK = 1,seq = v, ack= u + 1 FIN- WAIT-1 CLOSE- WAIT FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u + 1 FIN- WAIT-2 LAST- ACK ACK = 1, seq = u + 1, ack = w + 1 等待 2MSL ESTAB- LISHED TIME- WAIT 数据传送通知 ESTAB- LISHED 应用进程数据传送 CLOSED 被动关闭 CLOSED MSL: Max Segment Lifetime

62 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 62

63 7.9.3 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

64 收到 SYN 发送 SYN, ACK SYN_RCVD 关闭发送 FIN FIN_WAIT_1 FIN_WAIT_2 被动打开起点 CLOSED LISTEN 被动打开收到 SYN, 发送 SYN, ACK 同时打开收到 ACK 关闭发送 FIN 收到 RST 收到 FIN 发送 ACK 收到 FIN, ACK 发送 ACK 收到 ACK 数据传送阶段 ESTABLISHED 主动关闭关闭同时关闭 CLOSING 发送 SYN 收到 ACK 收到 FIN 发送 ACK TIME_WAIT 定时经过两倍报文段寿命后主动打开发送 SYN 收到 FIN 发送 ACK SYN_SENT 主动打开收到 SYN, ACK 发送 ACK 被动关闭 CLOSE_WAIT 关闭发送 FIN LAST_ACK 关闭或超时收到 ACK TCP 的有限状态机

Chapter #

Chapter # 第三章 TCP/IP 协议栈本章目标通过本章的学习, 您应该掌握以下内容 : 掌握 TCP/IP 分层模型掌握 IP 协议原理理解 OSI 和 TCP/IP 模型的区别和联系 TCP/IP 介绍主机主机 Internet TCP/IP 早期的协议族全球范围 TCP/IP 协议栈 7 6 5 4 3 应用层表示层会话层传输层网络层应用层主机到主机层 Internet 层 2 1 数据链路层