计算机网络-自顶向下方法-笔记【第3章-传输层】

学习的课程及图片来源：中科大郑烇、杨坚全套《计算机网络（自顶向下方法第7版，James F.Kurose，Keith W.Ross）》课程

文章目录

计算机网络-自顶向下方法-笔记【第3章-传输层】
3 传输层
- 3.1 概述和传输层服务
- 3.2 多路复用和解复用
- 3.3 无连接传输：UDP
- - UDP 报文格式
- 3.4 RDT 可靠数据传输原理
- - RDT 1.0
  - RDT 2.0
  - RDT 2.1
  - RDT 2.2
  - RDT 3.0
  - 停止等待协议的问题
  - 流水线协议
  - - 滑动窗口协议
    - 发送窗口
    - 接收窗口
    - - Go-Back-N
      - Selective repeat
    - 异常情况
    - - Go-Back-N 重发N
      - Selective repeat 选择性重发
    - 思考题
- 3.5 面向连接的传输：TCP
- - TCP报文段结构
  - TCP往返延迟RTT和超时
  - TCP可靠数据传输
  - - 简化的TCP:不考虑重复ACK,流量控制,拥塞控制
    - 快速重传
  - TCP流量控制
  - TCP连接管理
  - - 三次握手
    - 四次挥手
- 3.6 拥塞控制原理
- - 拥塞的原因/代价
  - 拥塞控制方法
  - - ATM 采用网络辅助的拥塞控制
- 3.7 TCP 拥塞控制
- - - TCP 采用端到端的拥塞控制
  - 如何检测拥塞
  - 速率控制方法
  - - 策略
  - TCP 吞吐量
  - TCP 公平性
- 总结

3 传输层

3.1 概述和传输层服务

传输层加强了网络层的服务，但有些服务是可以加强的，有些服务是不能加强的，如延时和带宽是不能加强的，取决于网络层

3.2 多路复用和解复用

复用/解复用技术:

将多条运输连接上的数据汇集到一条网络连接上传输。本来逻辑上是有多个进程之间的通讯线路的，但通过复用（标识两者之间）只需要一条线路即可，在目标端对所有的信息解复用，分发给不同的应用进程

因此套接字仅为本主机的IP和端口，因此即使源IP和端口不同，目标相同，那么都将定位到相同的socket
但TCP捆绑4元组，只要有一个不一样，就是不同的socket

3.3 无连接传输：UDP

仅仅在IP上增加了复用和解复用功能

事务性：一次往返就结束

要在UDP上提供可靠传输，既利用UDP的高效，又要可靠，那么只能在应用层增加可靠性
(没有第三种协议，因为TCP、UDP能够支持85%以上的应用，再增加会出现协调等问题)

UDP 报文格式

数据报：无连接的，每个数据单元都是独立发送的

校验和是验证报文传输过程中有没有出错，如果发现校验不对，那么这个UDP报文会被丢弃

在计算校验和的时候，需要在UDP数据报之前增加12字节的伪首部，伪首部并不是UDP真正的首部。只是在计算校验和，临时添加在UDP数据报的前面，得到一个临时的UDP数据报。校验和就是按照这个临时的UDP数据报计算的。伪首部既不向下传送也不向上递交，而仅仅是为了计算校验和。这样的校验和，既检查了UDP数据报，又对IP数据报的源IP地址和目的IP地址进行了检验。

UDP报文的头部小，固定的8个字节的头部，如上，64 bit。载荷即有效传输的数据部分占比大

将报文段（包含数据和头部，甚至有一些IP的伪头部）切分成若干个16 bit，将所有的16 bit数字加起来，注意求和时高位有进位需要进位回滚（将进到更高位的1加到最低位上去）。最后和再取反码，得到校验和。

收到数据报校验时，计算出所有的和，然后再加上校验和，得到全1，0xFFFF，那么说明没有出错（可能有残存错误）

3.4 RDT 可靠数据传输原理

RDT在有些网络中在网络层实现，通常是由TCP在传输层实现

要向上层应用提供可靠的服务，但是所依赖的下层服务却是不可靠的 (best effort)。

渐进地开发RDT：先假设下层是完全可靠的，再逐个去掉假设，变成不可靠的，从而处理这个不可靠，再将其变成可靠，逐个进行，直到所有假设都去掉

RDT 1.0

仅仅是封装和解封装即可

RDT 2.0

使用校验和 checksum来检验错误

发送方要编码检错，接收方要解码校验
接收方要告诉发送方，是正确的ACK Acknowledgment，还是错误的NAK Negative Acknowledgment
发送方要保存副本，ACK则无需处理，等待上层有没有新的调用，NAK则重新发送副本（检错重传）

RDT 2.1

但是显然ACK/NAK也是可能出错的【这个信息同样是需要校验的，校验和】，因此发送方可能无法判断接收方返回的信息是什么

因此对发送的packet编号0和1【在01之间切换即可】，发送方先发送p₀
接收方返回的信息ACK出错了，发送方无法识别，则发送方认为是NAK，再发一次p₀
接收方本来在等待编号1，但收到相同编号的内容，因此知道是ACK发送失败，因此将收到的重复信息丢弃，但仍然再返回ACK确认

停止等待协议 stop-and-wait protocol ：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。

RDT 2.2

取消NAK，而是对ACK编号，使用前一个分组（即最后一个正确接收的分组）的ACK作为该分组的NAK

这样可以为后续一次发送多个分组做好准备

同理ACK传输错误和上面RDT 2.1一样处理即可

RDT 3.0

增加了分组可能丢失的情况

超时重传机制：重传时间一般设置为比正常一个往返稍长一点的时间，一旦超过这个时间，一般就能确定分组丢失，然后重传即可

数据链路层的timeout一般是确定的，因为就是在两个节点之间传输
而传输层的timeout是自适应的，即需要根据情况调整，因为中间可能跨越的节点数目会变化

如果是ACK丢失了，那么重传会导致数据重复问题，但接收方可以根据分组序号知道重复，从而丢弃即可

在上面的有限状态机图中，右上角可以看到如果收到的ACK乱码/与发出的编码不匹配，说明需要重发，但这样是空，即不做处理，原因是想通过超时来处理，因为没有收到正确的，最终会导致超时，从而重发

设置一个合律的timeout很重要，如果设置时间太短了，也能正常工作，但会导致分组的发送和应答重复，效率低，如下

RDT 3.0对于停止等待协议是完备的，可以处理所有的情况

停止等待协议的问题

但停止等待协议的效率很低，特别是在信道容量（同时能容纳的“车“的数量，等于TR，R是带宽，T是信道从头到尾传输的时间）很大时，就像告诉公路很长，其中同一时间可以容纳很多车辆前后排列，但如果一次仅仅一辆车在行驶，行驶出高速公路后再让下一辆车上高速，显然效率太低了

传输时间=分组长度/链路带宽

可见，传输时间远小于往返延迟RTT，因此时间利用率很低0.027%，只有传输时间是在忙的，其他时间都是空闲的，等待信息的返回

有效吞吐=带宽*时间利用率=270kbps，相当于1Gbps的链路只用到了270kbps

流水线协议

流水线协议 pipeline protocol ：一次发送多个未经确认的分组

滑动窗口协议

Sliding-window protocol

	发送窗口大小	接收窗口
停止等待协议	1	1
流水线协议——GBN	>1	1
流水线协议——SR	>1	>1

发送窗口

发送窗口是发送缓冲区的子集，是指发送但未确认的分组
上层应用可以继续将要发送的分组存放在发送缓冲区，当发送后发送窗口的前沿便移动一格，最大可以到发送缓冲区的大小

接收窗口

接收窗口=接收缓冲区

【SR和GBN原理一样，都是序号最小的到来才移动，并且窗口中要包含到来的分组序号才会接收并返回ACK，否则丢弃】

Go-Back-N

GBN接收窗口大小是1，0，1分别到来，然后接收方分别接收解封装，并将数据data交给上层，再返回ACK₀，ACK₁，接收窗口向右移动，但如果下一个到来的是3而不是2，说明乱序，那么接收方会把3号分组丢弃，然后发送顺序到来的序号最大的分组的确认【累计确认，表明这个序号及以前的分组已经接收】即ACK₁，接下来又来了4号分组，同样丢弃并且返回ACK₁

Selective repeat

SR中滑动窗口大于1，比如上面为5，先到了0，那么接收窗口右移一格，包含12345，然后返回ACK₀，顺序到来1，接收窗口再右移一格，包含23456，返回ACK₁，但接下来到来3，说明乱序，但由于接收窗口中可以包含3，说明可以接收3，那么会返回ACK₃【非累计确认，仅仅是这个分组的独立确认**】，但接收窗口不移动，仍然包含23456，接下来到来4，返回ACK₄,，接收窗口仍不移动，只有接收窗口中序号最小的到来才会导致移动。如果这时候来了2，会返回ACK₂，因为此时234都到了，那么接收方会将234一起有序的交给上层（要有序交给上层，因此在乱序时要缓存），并且接受窗口右移3格

异常情况

Go-Back-N 重发N

出现了前面的2号没有收到，收到3时接收方返回ACK₁，那么发送方的发送窗口不能移动
【但是注意，如果此时发送窗口<发送缓冲区，那么发送缓冲区内的分组是可以被发送的，被发送后进入发送窗口。同理如果缓冲区中的分组未满，那么上层是可以将新的分组放到发送缓冲区的】
那么2号分组的计时器会超时timeout，因此发送方需要将发送窗口（即已发送但未确认的分组）全部再顺序发送一遍【因为GBN中2号分组没到，那么后面的所有分组都会被丢弃】

【注意：GBN中只有一个计时器，即在滑动窗口大小从0变成1时启动一个计时器，同时也只需要对最小序号的分组计时即可。当收到最小序号的ACK时，那么会把计时器重置，发送窗口右移动；如果收到ACK后，窗口大小变成0，那么关闭计时器；在超时重发时也会重置计时器】