【计算机网络 (谢希仁) 习题题解】第5章运输层 (5)—

TCP 是面向连接的协议。运输连接是用来传送 TCP 报文的。运输连接有三个阶段，即：连接建立、数据传送和连接释放。运输连接的管理是使运输连接的建立和释放都能正常地进行。

在 TCP 连接建立过程中要解决三个问题：

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)。
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 C/S 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)。

TCP 的连接建立

TCP 连接建立的过程叫做握手，握手需要在客户和服务器之间交换三个 TCP 报文段。下图画出了三报文握手 (three way (three message) handshake) [RFC 973] 建立 TCP 连接的过程。

最初两端的 TCP 进程都处于 CLOSED (关闭) 状态。
一开始，B 的 TCP 服务器进程先创建传输控制块 TCB (Transmission Control Block)，准备接受客户进程的连接请求。然后服务器进程就处于 LISTEN (收听) 状态，等待客户的连接请求。如有，即作出响应。
A 的 TCP 客户进程也是首先创建 TCB。然后，在打算建立 TCP 连接时，向 B 发出连接请求报文段，这时首部中的同步位 SYN = 1，同时选择一个初始序号 seq = x。
TCP 规定，SYN 报文段 (即 SYN = 1 的报文段) 不能携带数据，但要消耗掉一个序号。
这时，TCP 客户进程进入 SYN-SENT (同步已发送) 状态。
B 收到连接请求报文段后，如同意建立连接，则向 A 发送确认。在确认报文段中应把 SYN 位和 ACK 位都置 1，确认号是 ack = x + 1，同时也为自己选择一个初始序号 seq = y。
注意，这个报文段也不能携带数据，同样要消耗掉一个序号。
这时 TCP 服务器进程进入 SYN-RCVD (同步收到) 状态。
TCP 客户进程收到 B 的确认后，还要向 B 给出确认。确认报文段的 ACK 置 1，确认号 ack = y + 1，而自己的序号 seq = x + 1。
TCP 的标准规定，ACK 报文段可以携带数据。但如果不携带数据则不消耗序号，在这种情况下，下一个数据报文段的序号仍是 seq = x + 1。
这时，TCP 连接已经建立，A 进入 ESTABLISHED (已建立连接) 状态。
当 B 收到 A 的确认后，也进入 ESTABLISHED 状态。

上面给出的连接建立过程叫做三报文握手。
注意，在图 5-28 中 B 发送给 A 的报文段，也可拆成两个报文段。可以先发送一个确认报文段 (ACK = 1，ack = x + 1)，然后再发送一个同步报文段 (SYN = 1，seq = y)。这样的过程就变成了四报文握手，但效果是一样的。

TCP 的连接释放

数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。

现在 A 和 B 都处于 ESTABLISHED 状态。
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终止控制位 FIN 置 1，其序号 seq = u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加 1。
这时 A 进入 FIN-WAIT-1 (终止等待 1) 状态，等待 B 的确认。
注意，FIN 报文段即使不携带数据，它也消耗掉一个序号。
B 收到连接释放报文段后即发出确认，确认号是 ack = u + 1，而这个报文段自己的序号是 v，等于 B 前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加 1。然后 B 就进入 CLASE-WAIT (关闭等待) 状态。
TCP 服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从 A 到 B 这个方向的连接就释放了，这时的 TCP 连接处于半关闭 (half-close) 状态，即 A 已经没有数据要发送了，但 B 若发送数据，A 仍要接收。也就是说，从 B 到 A 这个方向的连接并未关闭，这个状态可能会持续一段时间。
A 收到来自 B 的确认后，就进入 FIN-WAIT-2 (终止等待 2) 状态，等待 B 发出的连接释放报文段。
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。
这时 B 发出的连接释放报文段必须使 FIN = 1。现假定 B 的序号为 w (在半关闭状态 B 可能又发送了一些数据)。B 还必须重复上次已发送过的确认号 ack = u + 1。
这时 B 就进入 LAST-ACK (最后确认) 状态，等待 A 的确认。
A 在收到 B 的连接释放报文段后，必须对此发出确认。在确认报文段中把 ACK 置 1，确认号 ack = w + 1，自己的序号是 seq = u + 1。然后进入到 TIME-WAIT (时间等待) 状态。
注意，现在 TCP 连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器 (TIME-WAIT timer) 设置的时间 2MSL 后，A 才进入到 CLOSED 状态。
时间 MSL 叫做最长报文段寿命 (Maximum Segment Lifetime)，RFC 793 建议设为 2 分钟。
当 A 撤销相应的 TCB 后，就结束了这次的 TCP 连接。
B 只要收到了 A 发出的确认，就进入 CLOSED 状态。同样，B 在撤销相应的 TCB 后，就结束了这次的 TCP 连接。

上述的 TCP 连接释放过程是四报文握手。

为什么 A 在 TIME-WAIT 状态必须等待 2MSL 的时间呢？

为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B。这个 ACK 报文段有可能丢失，处在 LAST-ACK 状态的 B 会超时重传 FIN + ACK 报文段，而 A 就能在 2MSL 时间内收到这个重传的报文段。接着 A 重传一次确认，重新启动 2MSL 计时器。最后 A 和 B 都正常进入到 CLOSED 状态。
如果 A 在 TIME-WAIT 状态不等待一段时间，而是在发送完 ACK 报文段后立即释放连接，那么就无法收到 B 重传的 FIN + ACK 报文段，因而也不会再发送一次确认报文段。这样，B 就无法进入 CLOSED 状态。
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。使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。

TCP 还设有一个保活计时器 (keepalive timer)。假设客户已与服务器建立了 TCP 连接，但客户端主机突然出故障。服务器不能再收到此客户发来的数据。
可以使用保活计时器使服务器不要再等待。服务器每收到一次客户的数据，就重新设置保活计时器，时间的设置通常是两小时。若两小时没有收到客户数据，服务器就发送一个探测报文段，以后则每隔 75 秒发送一次，若一连发送 10 个探测报文段后仍无客户的响应，服务器就认为客户端出现了故障，接着就关闭这个连接。

TCP 的有限状态机

上图中，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。

5-41 用 TCP 传送 512 字节的数据。设窗口为 100 字节，而 TCP 报文段每次也是传送 100 字节的数据。再设发送方和接收方的起始序号分别选为 100 和 200，试画出类似于图 5-28 的工作示意图。从连接建立阶段到连接释放都要画上。

解：发送方 A，接收方 B。

建立连接：
A->B：SYN = 1，seq = 100
B->A：SYN = 1，ACK = 1，seq = 200，ack = 101
A->B：ACK = 1，seq = 101，ack = 201

传送数据：
A->B：ACK = 1，seq = 101，ack = 201，DATA(100B)
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 201，rwnd = 100
A->B：ACK = 1，seq = 201，ack = 201，DATA(100B)
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 301，rwnd = 100
A->B：ACK = 1，seq = 301，ack = 201，DATA(100B)
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 401，rwnd = 100
A->B：ACK = 1，seq = 401，ack = 201，DATA(100B)
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 501，rwnd = 100
A->B：ACK = 1，seq = 501，ack = 201，DATA(100B)
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 601，rwnd = 100
A->B：ACK = 1，seq = 601，ack = 201，DATA(12B)
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 613，rwnd = 100

释放连接：
A->B：FIN = 1，ACK = 1，seq = 613，ack = 201
B->A：ACK = 1，seq = 201，ack = 614
B->A：FIN = 1，ACK = 1，seq = 201，ack = 614
A->B：ACK = 1，seq = 614，ack = 202

注意，SYN 报文段和 FIN 报文段即使不携带数据，也要消耗掉一个序号。ACK 报文段如果不携带数据，则不消耗序号。

5-42 在图 5-29 中所示的连接释放过程中，在 ESTABLISHED 状态下，服务器进程能否先不发送 ack = u + 1 的确认？(因为后面要发送的连接释放报文段中仍有 ack = u + 1 这一信息。)

解：如果 B 不再发送数据了，是可以把两个报文段合并成为一个，即只发送 FIN + ACK 报文段。
但如果 B 还有数据要发送，而且要发送一段时间，那就不行，因为 A 迟迟收不到确认，就会以为刚才发送的 FIN 报文段丢失了，就超时重传这个 FIN 报文段，浪费网络资源。

5-43 在图 5-30 中，在什么情况下会发生从状态 SYN_SENT 到状态 SYN_RCVD 的变迁？

解：当 A 和 B 都作为客户，即同时主动打开 TCP 连接。这时每一方的状态变迁都是：CLOSED->SYN-SENT->SYN-RCVD->ESTABLISHED

5-44 试以具体例子说明为什么一个运输连接可以有多种方式释放。可以设两个互相通信的用户分别连接在网络的两结点上。

解：设 A，B 建立了运输连接。
协议应考虑一下实际可能性：
A 或 B 故障，应设计超时机制，使对方退出，不至于死锁。
A 主动退出，B 被动退出。
B 主动退出，A 被动退出。

5-45 解释为什么突然释放运输连接就可能会丢失用户数据，而使用 TCP 的连接释放方法就可保证不丢失数据。

解：当主机 1 和主机 2 之间连接建立后，主机 1 发送了一个 TCP 报文段并正确抵达主机 2，接着主机 1 发送另一个 TCP 报文段，这次很不幸，主机 2 在收到第二个 TCP 数据段之前发出了释放连接请求，如果就这样突然释放连接，显然主机 1 发送的第二个 TCP 报文段会丢失。
而使用 TCP 的连接释放方法，主机 2 发出了释放连接的请求，那么即使收到主机 1 的确认后，只会释放主机 2 到主机 1 方向的连接，即主机 2 不再向主机 1 发送数据，而仍然可接收主机 1 发来的数据，所以可保证不丢失数据。

5-46 试用具体例子说明为什么在运输连接建立时要使用三次握手。说明如不这样做可能会出现什么情况。

★\bigstar★ 为什么 A 最后还要发送一次确认呢？这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 B，因而产生错误。

“已失效的连接请求报文段”是这样产生的。假定出现一种异常情况，即 A 发出的第一个连接请求报文段在某些网络结点长时间滞留，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达 B。
本来这是一个早已失效的报文段。但 B 收到此失效的连接请求报文段后，误认为是 A 又发出一次新的连接请求。于是就向 A 发出确认报文段，同意建立连接。
假定不采用三报文握手，那么只要 B 发出确认，新的连接就建立了。
由于现在 A 并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬 B 的确认，也不会向 B 发送数据。但 B 却以为新的运输连接已建立，一直等待 A 发来数据。B 的许多资源就这样浪费了。
采用三报文握手的办法，可以防止上述现象的发生。例如在上述的异常情况下，A 不会向 B 的确认发出确认。B 由于收不到确认，就知道 A 并没有要求建立连接。

5-47 一个客户向服务器请求建立 TCP 连接。客户在 TCP 连接建立的三报文握手中的最后一个报文段中捎带上一些数据，请求服务器发送一个长度为 L 字节的文件。假定：
(1) 客户和服务器之间的数据传输速率是 R 字节/秒，客户与服务器之间的往返时间是 RTT (固定值)。
(2) 服务器发送的 TCP 报文段的长度都是 M 字节，而发送窗口大小是 nM 字节。
(3) 所有传送的报文段都不会出现差错 (无重传)，客户收到服务器发来的报文段后就及时发送确认。
(4) 所有的协议首部开销都可忽略，所有确认报文段和连接建立阶段的报文段的长度都可忽略 (即忽略这些报文段的发送时间)。
试证明，从客户开始发起连接建立到接收服务器发送的整个文件多需的时间 T 是：
T = 2 RTT + L/R，当 nM > R (RTT) + M
或 T= 2 RTT + L/R + (K - 1)[M/R + RTT - nM/R]，当 nM < R (RTT) + M
其中，K = ⌈\lceil⌈ L/nM ⌉\rceil⌉，符号 ⌈x⌉\lceil x \rceil⌈x⌉ 表示若 xxx 不是整数，则把 xxx 的整数部分加 1。
(提示：求证的第一个等式发生在发送窗口较大的情况，可以连续把文件发送完。求证的第二个等式发生在发送窗口较小的情况，发送几个报文段后就必须停顿下来，等收到确认后再继续发送。建议先画出双方交互的时间图，然后再进行推导。)

解：发送窗口的两种不同情况如下图所示。

图 (a)：
M/R 是一个报文段的发送时间。
nM 是窗口大小，nM/R 是把窗口内的数据都发送完所需要的时间。
如果 nM/R > M/R + RTT ，那么服务器在发送窗口内的数据还没有发送完，就收到客户的确认，因此，服务器可以连续发送，直到全部数据发送完毕。
这个不等式两边都乘以 R，就得出等效的条件：
当 nM > R (RTT) + M 发送窗口内的数据还没有发送完就收到确认，因此，服务器可以连续发送，直到全部数据发送完毕。
因此，客户接收全部数据所需的时间是：
T = 2 RTT + L/R，当 nM > R(RTT) + M

图 (b)：
当 nM > R (RTT) + M 时，服务器把发送窗口内的数据发送完毕时还收不到确认，因此必须停止发送。从图中可知，停止的时间间隔是 M/R + RTT - nM/R。
整个文件 L 要划分为 K = ⌈\lceil⌈L/nM⌉\rceil⌉ 次传送，停止的时间间隔有 (K-1) 个。这样就证明了求证的公式：
T = 2 RTT + L/R + (K-1)[M/R + RTT - nM/R]，当 nM < R (RTT) + M

5-62 TCP 连接处于 ESTABLISHED 状态。以下的事件相继发生：
(1) 收到一个 FIN 报文段。
(2) 应用程序发送“关闭”报文。
在每一个事件之后，连接的状态是什么？在每一个事件之后发生的动作是什么？

解：见图 5-30。
(1) 这是对服务器进程的正常变迁。当收到 FIN 时，服务器端向客户端发送 ACK 报文段，并进入到 CLOSE-WAIT 状态。
(2) 这是对服务器进程的正常变迁。服务器端应用程序发送“关闭”报文给服务器，表明没有数据要发送了。这时服务器就应当发送 FIN 报文段给客户，然后进入到 LAST-ACK 状态，并等待来自客户端的最后的确认。

5-63 TCP 连接处于 SYN-RCVD 状态。以下的事件相继发生：
(1) 应用程序发送“关闭”报文。
(2) 收到 FIN 报文段。
在每一个事件之后，连接的状态是什么？在每一个事件之后发生的动作是什么？

解：(1) 这是异常变迁。应用进程向对方发送 FIN 报文段，进入 FIN-WAIT-1 状态。
(2) 这是异常变迁。应用进程收到 FIN 报文段，向对方发送 ACK 报文段，进入 CLOSING 状态。

5-64 TCP 连接处于 FIN-WAIT-1 状态。以下的事件相继发生：
收到 ACK 报文段。
收到 FIN 报文段。
发生了超时。
在以上的每一个事件之后，连接的状态是什么？在每一个事件之后发生的动作是什么？

解：客户收到 ACK 报文段后，进入 FIN-WAIT-2 状态。
客户收到 FIN 报文段后，向对方发送 ACK 报文段，进入 TIME-WAIT 状态。
发生了超时，也就是等待 2MSL 时间后，客户进入 CLOSED 状态。

5-68 在 TCP 的连接建立的三报文握手过程中，为什么第三个报文段不需要对方的确认？这会不会出现问题？

假定 A 是客户，是发起 TCP 连接建立一方。B 是服务器。现在假定三报文握手过程中的第三个报文段 (也就是 A 发送的第二个报文段——ACK 报文段) 丢失了，而 A 并不知道。这时，A 以为对方收到了这个报文段，以为 TCP 连接已经建立，于是就开始发送数据报文段给 B。
B 由于没有收到三报文握手中的最后一个报文段 (A 发送的 ACK 报文段)，因此 B 就不能进入 TCP 的 ESTABLISHED 状态。B 的这种状态可以叫做 “半开连接” ，即仅仅把 TCP 连接打开了一半。在这种状态下，B 虽然已经初始化了连接变量和缓存，但是不能接收数据。
通常，B 在经过一段时间后，如果还没有收到来自 A 的确认报文段，就终止这个半开连接状态，那么 A 就必须重新建立 TCP 连接。
因此，在这种情况下，第三个报文段 (A 发送的第二个报文段) 的丢失，就导致了 TCP 连接无法建立。
但是，假定 A 在这段时间内，紧接着就发送了数据。
TCP 具有累计确认的功能。在 A 发送的数据报文段中，自己的序号也没有改变，仍然是和丢失的 ACK 报文段的序号一样 (丢失的那个 ACK 报文段不消耗序号)，并且确认位 ACK = 1，确认号也是 B 的初始序号加 1。当 B 收到这个报文段后，从 TCP 的首部就可以知道，A 已确认了 B 刚才发送的 SYN + ACK 报文段，于是就进入了 ESTABLISHED 状态。接着，就接收 A 发送的数据。
在这种情况下，A 丢失的第二个报文段对 TCP 的连接建立就没有影响。
A 在发送第二个报文段时，可以有两种选择：
(1) 仅仅是确认而不携带数据，数据接着在后面发送。
(2) 不仅是确认，而且携带上自己的数据。
在第一种选择时，A 在下一个报文段发送自己的数据。但下一个报文的首部中仍然包括了对 B 的 SYN + ACK 报文段的确认，即和第二种选择发送的报文段一样。
在第二种选择时，A 省略了单独发送一个确认报文段。

A 发送的第二个报文段仅仅是 ACK 报文段，是个可以省略的报文段，即使丢失了也无妨，只要下面紧接着就可以发送数据报文段即可。

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