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计算机网路：自顶向下方法——第三章运输层

news 来源：原创 2025/5/10 13:11:23

本博客是通过学习中国科大郑烇老师的计算机网络课程所写的笔记

网络层实现主机之间的逻辑通信，而传输层实现不同主机的进程之间的逻辑通信

传输层不提供保证时延、保证带宽的服务

一、多路复用与多路分解

将主机之间的交付扩展到不同主机的进程间的交付，称为运输层的多路复用和多路分解

多路复用：在源主机上，从不同套接字中手机数据块，并为每个数据块封装上首部信息生成报文段，再将该报文段传递到网络层
多路分解：将运输层报文端中的数据交付到正确的套接字

1.1、UDP的多路复用与多路分解

UBP的套接字是二元组，即记录着目标IP、目标端口。

若多个UDP报文段有不同的源IP和/或源端口，但具有相同的目的IP和目的端口，那么这些报文段均通过目的套接字被定向到相同的目的进程

1.2、TCP的多路复用与多路分解

TCP的套接字是四元组，即记录着源IP、源端口、目的IP、目的端口

当某个TCP报文到达接收方主机时，四个字段均被用来定向相应的套接字，从而定向到目的进程

二、UDP

UDP是无连接的、不可靠的运输层协议

UDP只提供进程到进程的数据交付和差错检查两种服务，并不能保证所有报文段都能到达目的主机

为什么需要UDP：

不需要建立连接
分组首部开销小
无拥塞控制和流量控制(对于实时流媒体非常有利)

UDP报文段的首部仅包括源端口号、目标端口号、长度和校验和四部分，每部分占2字节

校验和：

发送方的UDP对报文段中的所有16比特字的和进行反码运算，求和时遇到任何溢出均会被回卷，得到的结果放入UDP报文段的校验和字段。
在接收方，将全部的16比特字(包括校验和)相加，如果结果不为0xFF，说明出现差错
tips：结果为0xFF，不一定代表无差错，但此时有差错的概率极低，所以被认为无差错

三、TCP

3.1、可靠数据传输协议(rdt)

经完全可到的信道的可靠数据传输 rdt1.0

此时，不会出现比特出错和分组丢失

发送方只需要从上层应用得到报文段，产生包含该数据的分组，并将分组发送到信道中

接收方从底层信道接收一个分组，从分组取出数据后，交给上层应用

经具有比特出错的信道 rdt2.0

此时，需要提供差错检验(校验和)来判断报文是否出错

接收方需要将报文情况反馈给发送方(ACK/NAK)

发送方需要在收到接收方发来的NAK时，对上一分组进行重传(因此需要缓存已发送未确认的分组)

当ACK/NAK出错时 rdt2.1

ACK/NAK也可能出错，如果出错，那么发送方会直接重传旧的分组

此时，接收方需要判断该分组是否已经接收过，需要将已接受的分组丢弃。故而，需要引进序号，来帮助接收方判断新旧分组。

由于此时采用“停止等待”模式，即当发送方收到上一分组的确认时，才会再次发送分组，故而只需要1比特空间来表示序列号

使用ACK代替NAK rdt2.2

接收方对最后正确的接收分组发送ACK，因此，当新分组不通过校验时，接收方会发送旧分组的ACK。发送方收到该ACK之后，会重传新分组

可以将接收方发送的ACK理解为，当前已经正确收到的分组，下次请从ACK+1开始发送

经具有比特出错、丢包的信道 rdt3.0

此时，发送方发送的分组可能丢包，而接收方发送的ACK也可能出现丢包，无论是哪种情况，接收方均需要检测和恢复丢包

如何检测丢包呢？设置一个时间值，从发送分组后开始计时，超过该时间值时，则认为发生了丢包，对该分组进行重传，即为超时重传机制

故而，需要倒计数定时器，当发送分组后，启动定时器，定时器变为0时，进行重传并重置定时器

然而，上述是基于“停等”转发，所以信道的利用率不高，接下来介绍流水线可靠数据传输

3.2、流水线可靠数据传输协议

引入流水线，就需要解决两个问题

增加序号范围，因为可能有许多在传送的未确认报文
发送方和接收方需要缓存分组(甚至是多个分组)

所需要的序号范围和缓存空间，取决于采用的是回退N步还是选择重传

3.2.1、回退N步(GBN)

GBN允许发送多个分组而不需要等待确认，但是流水线中的已发送未确认分组不能超过最大允许数N。

base为最早未确认分组的序号；nextseqnum为最小未使用的序号。因此[base, nextseqnum - 1]对应已发送但未被确认的分组，[nextseqnum, base + N - 1]对应要被立即发送的分组(可用分组)

如果分组序号字段比特数为k，那么序号范围为[0, $2^{k}-1$ ]，所有涉及序号的运算均要模 $2^{k}$ 运算。

GBN相应的三种事件：

上层调用：当发送方上层向传输层发送数据时，需要检查窗口是否已满
收到ACK：GBN采用累计确认，当ACK=n时，说明正确收到序号n及其以前的所有分组
超时重传：GBN协议中，只有一个定时器，所以当出现超时时，将重传所有发送但未确认的分组，并重新启动定时器。若没有已发送未确认分组，停止该定时器

GBN协议中，接收方丢弃所有失序分组。例如，发送方发送了1、2、…、10等10个分组，当分组5丢失(假设已经正确接收1、2、3、4分组)时，即使6、…、10分组到达接收方，也会被接收方丢弃，并且发送ACK=4

3.2.2、选择重传(SR)

对于GBN而言，单个分组的差错，将会导致大量分组的重传，然而这些分组是没有必要重传的

SR接收方将确认一个正确接收的分组，无论其是否按序(例如，没有接收分组3，但是分组4到来，可以正确接收分组4)

SR中，接收方会先缓存失序的分组，等到接收到失序分组前的所有分组后，一并交付给上层。

SR中，接收方发送的ACK表明期待的最小序号的分组。

两个问题：

发送方窗口何时移动？

接收方窗口何时移动？

3.3、面向连接的运输：TCP

最大报文段长度(MMS)：TCP可以从发送方缓存中取出并放入报文中的最大数据量

最大传输单元(MTU)：本地发送主机发送的最大链路层帧长度(一般为1500)

3.3.1、TCP报文段首部结构

序号：标识发送方数据流的字节位置，表示当前报文段第一个字节的编号
确认号：表示接收方期望收到的下一个字节的序号，确认已成功接收该序号之前的所有数据
首部长度：4比特，该字段指示以32比特为单位的TCP首部长度
接收窗口：16比特，用于流量控制，表示接收方可以接收的字节数量
标志位：ACK指示确认字段中的值是有效的，RST、SYN、FIN用于TCP连接的建立和拆除

3.3.2、往返事件的估计与超时

3.3.3、可靠数据传输

三个事件：从上层应用程序接收数据、定时器超时、收到ACK

超时间隔变化：

定时器超时：超时间隔变为原本的两倍
收到上层应用数据、收到ACK：由EstimatedRTT和DevRTT确定

快速重传：

利用冗余ACK，当收到三个冗余ACK时，不用等到超时再重发，直接进行重发

TCP是累积确认的，只需要使用一个超时定时器。但是，TCP可以正确接收失序的报文并将其缓冲起来，并发送下一个期待的字节序号（没有到达接收方的最小字节序号）。当发送方向接收方发送1、2、3报文时，如果2报文丢失，接收方接收到1、3报文，并且发送方收到来自两者的确认报文，则只会重发2，而不是2、3

流量控制：

流量控制:

TCP让发送方维护一个发送窗口，该窗口指示该接收方还有多少可用的缓存空间。接收方有接收缓存，大小为RcvBuffer。
接收方维护两个变量：LastByteRead和LastByteRcvd，分别表示接收方进程读取的最后一个字节的编号、接收方缓存的最后一个字节的编号。那么空闲空间为rwnd=LastByteRcvd - LastByteRead
发送方维护两个变量：LastByteSent和LastByteAcked，分别表示最后一个已发送的字节的编号、最后一个已确认的字节的编号，那么LastByteSent - LastByteAcked表示已发送未确认的数据量
要保证接收方的缓冲区不溢出，就需要保证:LastByteSent - LastByteAcked <= rwnd

3.3.4、TCP连接建立与拆除

TCP连接管理

TCP连接建立（三次握手）：

客户端向服务端发送请求建立报文(SYN=1，客户端随机选择一个起始序号）
服务端向客户端发送允许连接报文(SYN=1，服务端随机选择一个起始序号，并为该连接分配缓存和变量)
客户端向服务端发送确认报文(SYN=0，客户端为该连接分配缓存和变量)

TCP连接关闭（四次握手）：

客户端发送FIN报文
服务器发送ACK报文(此时，客户端能收来自服务端的分组，但不能向服务器发送分组)
服务器发送FIN报文
客户端发送ACK报文

3.3.5、拥塞控制

拥塞控制方法：端到端、网络辅助

端到端：端系统通过对网络行为的观察实现拥塞控制
网路辅助：路由器显示通过发送方其在输出链路上支持的最大主机发送速率(直接反馈、通过接收方反馈)

TCP采用端到端的拥塞控制方式

慢启动：

cwnd的值以1MSS开始并且每当传输的报文段首次被确认时，拥塞窗口cwnd就增加1MSS，呈线性增长

何时结束慢启动呢？

超时：cwnd为某个值时，发生了超时，TCP发送方会将ssthresh(慢启动阈值)设置为cwnd/2，并将cwnd置为1，重新开始慢启动
达到阈值ssthresh：结束慢启动，进入拥塞避免阶段(线性增）
三次冗余ACK：TCP执行快速重传，ssthresh置为cwnd/2，并将cwnd减半再加上3个MSS，然后进入快速恢复阶段