计算机网络: 传输层协议

传输层协议

可靠数据传输的组成

• 处理比特差错：比特差错指，分组能运输到主机，但具有比特位丢失或错误；又分为非响应分组错误和响应分组错误

  • 通过重传分组解决，又因为重传会导致分组冗余，故需要给分组添加编号
  • 完备的解决方案： 发送方：发送分组后进入阻塞态，若收到有错误的响应报文，则重传；否则完成委托，等待下一个来自应用层的调用 接收方：有比特差错或无比特差错但序号错，则响应上一个序号的报文，并丢弃当前收到的报文；否则响应当前序号的报文，并增加确认序号

• 处理丢包：通过超时重传解决，超时即一段时间内未收到正确的响应报文，若超时则响应上一个序号的报文；在此处，发送方接收到有错响应报文时，不立刻重传，而是超时再重传 丢包大概率因为中间路由缓存满而丢弃分组，小概率因为链路中断

• 上述是一次只传输一个分组的情况，称为停等协议(发送方在收到响应前进入阻塞)；为了效率，需要实现流水线传输，有以下方案：

  • 回退N步(GBN)协议：只要一切正常，效率就可以大幅提高 发送方：维护基序号b，发送方可以一次性发送序号为[b,b+N]内的分组，直到收到ACK_b，才将b右移，并将新的窗口中未发送的分组发送；否则，一旦超时，就将窗口内的分组全部重传 接收方：接收窗口长度只为1，即接收方只接收序号为b的分组，响应策略和停等协议一致(分组出错时响应ACK_b-1) 即，GBN协议是发送方可以发送多个分组的停等协议，当N=1时退化为停等协议，其始终等待b号响应报文的策略使其具有自然有序、且每一时刻序号小于b的报文均已可靠传输的性质

  • 选择重传(SR)协议：上述接收方的策略可以优化，接收方可以选择缓存并自行排序而非丢弃序号错误的分组，相当于将接收方窗口长度拉长，使接收方可以确认所有正确的报文(无论其序号是多少) 对于发送方的好处是，发送方下次超时重传时就不需要重传已经确认的分组，而不是像GBN那样全部重传，发送方的具体策略为：

    • 一开始全部发送后，对每个分组都设置定时器，一次超时事件只会重传一个分组(“选择重传”的来历)
    • 接收到的ACK确认号不是b(一定会落在窗口内)，则进行标记
    • 接收到的ACK确认号是b，则移动b到下一个没被标记的分组，发送新窗口的未被标记分组

    接收方的具体策略为：

    • 收到序号不为b的报文：缓存，响应ACK_b
    • 收到序号为b的报文：立刻交付它以及窗口内所有已缓存的报文，移动窗口到下一个没有收到过的序号

    基于序号有限的现实问题，发送方窗口=接收方窗口≤序号数量的一半，因为响应报文完整/丢失可能导致同步问题：如果接收方窗口长度超过序号数量的一半，那么在一次完美的传输后，接收方窗口会第二次使用相同的序号，此时若响应报文完整，则发送方会第二次使用相同的序号，此次分组实际是新分组；若响应报文丢失，则发送方会重传，此次分组实际是已确认分组，但接收方会误以为是新分组(因为序号相同) 长度不超过序号数量的一半就不会有这样的问题

TCP性质及功能

• 全双工协议，即双方都可作为发送方或接收方
• 面向连接的协议，即双方真正传输数据前需要建立连接、后需要关闭连接
• 支持百分百的可靠数据传输，同时有一定的拥塞控制、流量控制、检错功能
• 通过端口号来标识进程，为了支持全双工，双方都需要提供IP和端口号
• 协商MSS(MSS=MTU+IP头部长+TCP头部长，即MSS本身不包含TCP头部)，以避免IP分组
  • 主机是边缘设备，在传输层控制一个TCP分组的长度可以避免在发送方被网络层分组，有效降低网络负载(因为网络层分组/重组并保证完整传输相比不分组，需要更多开销)
  • 现代路径发现MSS：为了防止在中途路由被分组，现代设备可以动态发现整个路径所有网段中的最小MTU而不仅仅是本地网段的MTU，进一步避免被网络层分组

TCP协议报文

• 第一行字段：源端口号、目的端口号
  • 每个端口号共16位，端口号分为周知端口号(0~1023)和非周知端口号(1024~65535)
  • 周知端口号是给服务器使用的，这样客户端就可以默认向使用该端口号作为目的端口号
  • 常见的周知端口号：HTTP~80、FTP传输数据~20、FTP传输控制信息~21、Telnet~23、DNS~53
• 第二行字段：32位序号，表示本报文所承载数据段的首字节编号
• 第三行字段：32位确认号，表示本报文所希望的下一个数据段的首字节编号 小于确认号的序号的报文均已被接收方完整接收
• 第四行字段：
  • 4位首部长度：标记首部的字节数，单位为4个字节
  • 标记位：URG、ACK、PSH、RST、SYN、FIN
  • 16位接收窗口：用于流量控制，流量控制用于解决发送方发送速率和接收方接收速率不匹配问题 触发流量控制的事件不是超时，超时是触发拥塞控制的事件，而流量控制依赖于响应报文的接收窗口，当接收窗口为0时，表示接收方已经无法再接收，发送方随即停止发送，并试探性地发送一个没有数据的报文直到响应报文的接收窗口不为0

TCP连接过程

• 假设发送方为A、接收方为B，发送方、接收方期望发送的第一个字节编号分别为a、b 那么三次握手过程为：
  • 发送方发送报文，其中ACK=0、SYN=1、序列号=a-1
  • 接收方发送报文，其中ACK=1、SYN=1、序列号=b-1、确认号=a
  • 发送方发送报文，其中ACK=1、SYN=0、序列号=a、确认号=b 这里因为接收方不再发送响应报文，所以发送方下次发送的报文序号仍为a
• 四次挥手过程为：
  • 主动结束方发送报文，其中FIN=1、ACK=1、序列号=x(上次接收的确认号)、确认号=y(上次接收的序列号+字节数) 此后主动结束方不会再发送数据报文，但仍能接收数据报文
  • 被动结束方发送响应报文，其中FIN=0、ACK=1、序列号=y、确认号=x+1
  • 被动结束方发送结束报文，其中FIN=1、ACK=1、序列号=z(被动结束方上次接收报文的确认号)、确认号=x+1
  • 主动结束方发送响应报文，其中FIN=0、ACK=1、序列号=x+1、确认号=z+1 防止响应报文丢失，主动结束方最后会进入TIME_WAIT，如果响应报文丢失，被动结束方会超时重传，主动结束方则在TIME_WAIT内受理该重传的FIN报文 注意，这个TIME_WAIT和超时重传是两回事

TCP的附加功能

• 流量控制：不再赘述

• 基于序号和确认号在同一份报文内的机制，通常不单独发送响应报文，而是在要发送的数据中捎带上确认信息

• 期望RTT(往返时间)：通过对最近RTT采样，并加权重(越近的样本权重越大)计算期望RTT 方差RTT：测量期望RTT的变化 重传计时器的时间通常设为：期望RTT+4方差RTT 在超时事件未发生时，TCP通过它来指导计时器的时间

• 快速重传：每次丢包都等超时后再重传效率过低，因为丢包后，有概率能接收到冗余ACK报文(确认号相同的报文)，发送方可以将这个事件视为丢包的暗示，进行快速重传

• 拥塞起因：发送方的发送速率和中间路由转发速率不匹配导致数据分组冗余 拥塞控制：当丢包事件(超时或接收到若干个冗余ACK报文，被认为是丢包)发生时，触发拥塞控制机制，其中超时事件相比冗余ACK事件，更能说明链路拥塞(因为冗余ACK起码能接收到，丢包可能是因为物理链路出问题) TCP通过慢启动来控制发送速率：

  • 慢启动状态：初始发送窗口为一个MSS，但以指数增长 超时事件发生时，重新进入慢启动状态，将触发超时时候的发送窗口大小的一半设置为慢启动阈值 冗余ACK事件发生时，执行快速重传，进入快速恢复状态 指数增长到慢启动阈值(从未发生过超时时，为无穷大)时，进入拥塞避免状态
  • 拥塞避免状态：谨慎地增加发送窗口长度，可能是线性地增加 超时事件发生时，进入慢启动状态，并更新慢启动阈值 冗余ACK事件发生时，需要作出反应但不应过于剧烈，因此将发送窗口减半而非重置(通常因为有k个冗余ACK，说明中间链路起码还有转发k个分组的能力，所以还要在减半后加上k个MSS)，并进入快速恢复状态
  • 快速恢复状态：快速重传后，仍可能收到冗余ACK，每接收一个冗余ACK，相应地增加一个MSS 超时事件发生时，同上 当接收到新的ACK而不是冗余ACK时，将发送窗口置为慢启动阈值，进入拥塞避免状态

  因此，进入慢启动状态一定是因为超时发生，且初始为1个MSS 进入拥塞避免状态是因为在慢启动时超过了慢启动阈值、或在快速恢复时收到新ACK，初始为慢启动阈值 进入快速恢复状态一定是因为收到冗余ACK，处于快速恢复状态的时间较短