运输层

运输层概述

网络层只把分组发送到目的主机，但是真正通信的并不是主机而是主机中的进程。传输层提供了进程间的逻辑通信，传输层向高层用户屏蔽了下面网络层的核心细节，使应用程序看起来像是在两个传输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。

• 用户数据报协议 UDP（User Datagram Protocol）是无连接的，尽最大可能交付，没有拥塞控制，面向报文（对于应用程序传下来的报文不合并也不拆分，只是添加 UDP 首部），支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。

• 传输控制协议 TCP（Transmission Control Protocol）是面向连接的，提供可靠交付，有流量控制，拥塞控制，提供全双工通信，面向字节流（把应用层传下来的报文看成字节流，把字节流组织成大小不等的数据块），每一条 TCP 连接只能是点对点的（一对一）。

运输层的端口

端口是应用层的各种协议进程与运输实体进行层间交互的一种地址，不同系统具体实现端口的方法可以是不同的。

虽然通信的终点是应用进程，但我们只要把要传送的报文交到目的主机的某一个合适的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的进程）就由TCP来完成。

运输层的端口分两大类：

（1）服务器使用的端口

熟知端口号（系统端口号）：（0~1023）指派给TCP/IP最重要的一些应用程序，让所有的用户都知道，否则因特网上其他应用进程无法和它通信；

登记端口号：（1024~49151）没有为熟知端口号应用程序使用，防止重复

（2）客户端使用的端口

（49152~65535）仅在客户进程运行时才动态选择，又名短暂端口号。这类端口号留给客户进程选择暂时使用，当服务端收到客户进程的报文时，就知道了客户进程所使用的端口号，因而可以将数据发送个客户进程。通信结束后，刚才的端口号又可以供其他客户进程使用。

UDP首部格式

 首部字段只有 8 个字节，包括源端口、目的端口、长度、检验和。12 字节的伪首部是为了计算检验和临时添加的。

TCP 首部格式

 

• 序号 ：用于对字节流进行编号，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。

• 确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。

• 数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。

• 确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。

• 同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。

• 终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。

• 窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。

TCP 可靠传输的实现

• 以字节为单位的滑动窗口

窗口是缓存的一部分，用来暂时存放字节流。发送方和接收方各有一个窗口，接收方通过 TCP 报文段中的窗口字段告诉发送方自己的窗口大小，发送方根据这个值和其它信息设置自己的窗口大小。

发送窗口内的字节都允许被发送，接收窗口内的字节都允许被接收。如果发送窗口左部的字节已经发送并且收到了确认，那么就将发送窗口向右滑动一定距离，直到左部第一个字节不是已发送并且已确认的状态；接收窗口的滑动类似，接收窗口左部字节已经发送确认并交付主机，就向右滑动接收窗口。

接收窗口只会对窗口内最后一个按序到达的字节进行确认，例如接收窗口已经收到的字节为 {31, 34, 35}，其中 {31} 按序到达，而 {34, 35} 就不是，因此只对字节 31 进行确认。发送方得到一个字节的确认之后，就知道这个字节之前的所有字节都已经被接收。

•  超时重传时间的选择

TCP通过超时重传保证可靠性传输：TCP的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。

重传时间的选择是TCP复杂问题之一。

一个报文段从发送再到接收到确认所经过的时间称为往返时间 RTT，加权平均往返时间 RTTs 计算如下：

其中，0 ≤ a ＜ 1，RTTs 随着 a 的增加更容易受到 RTT 的影响。

超时时间 RTO 应该略大于 RTTs，TCP 使用的超时时间计算如下：

其中 RTTd 为偏差的加权平均值。

往返时间RTT的测量实现起来相当复杂，若发动重传，收到确认报文段，无法判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认。

因此，Karn提出一个算法：在计算加权平均RTTs时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间的样本。这样得到的加权平均RTTs和RTO就更准确。

显然此方法可能产生新问题：可能出现一种情况，报文段的是时延突然增大了很多，因此在原来得到的重传时间内，不会受到确认报文段，于是就重传报文段。但Karn算法不考虑重传报文段的往返时间标本。这样，超时重传时间就无法更新。

因此，改进版Karn算法为：报文段重传一次，就把超时重传时间变大一点（取新的超时重传时间为2倍的旧的重传时间）；当不发生报文段重传时，根据之前的公式计算新的超时重传时间。实践证明，这种策略较为合理。

TCP的流量控制

流量控制指点对点通信量的控制，是个端到端问题（接收端控制发送端）。

流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。

接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。

可能有一种情况，会造成发送端、接收端相互等待的死锁局面：

接收端向发送端发送零窗口报文后不久，接收端接收缓存又有了一些存储空间，于是接收端向发送端发送了接收窗口大小为400的报文段，然而这个报文段在传输过程中丢失了。发送端一直等待接收端发送非零窗口的通知，接收端一直等待发送端发送的数据，则发送了互相死等。

解决此问题的方法：TCP为每一个连接设置一个持续计时器（可粗略理解为零窗口持续时间）。只要连接一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器，若计时器时间到，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带1字节的数据），对方就在确认这个探测报文段时给出现在的窗口值。（TCP规定：即使设置为零窗口，也必须接收：零窗口探测报文段、确认报文段、携带紧急数据的报文段）若窗口仍为零，则重新设置持续计时器。

TCP的拥塞控制

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。

如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。

 拥塞控制一般很难设计，是一个动态问题，可以分开环控制和闭环控制。

TCP只要通过四个算法进行拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。

发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。

若考虑接收方的接收能力，发送方窗口的上限值 = Min【接收窗口值，拥塞窗口】

为了便于讨论，做如下假设：

• 接收方有足够大的接收缓存，因此不会发生流量控制；

• 虽然 TCP 的窗口基于字节，但是这里设窗口的大小单位为报文段。

•  慢开始和拥塞避免

发送的最初执行慢开始，令 cwnd = 1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 ...

注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能性也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。

如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd / 2，然后重新执行慢开始。

 

“乘法减小”是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现超时（即很可能出现了拥塞），就把慢开始门限值ssthresh减半，即设置为当前拥塞窗口的一半（与此同时，执行慢开始算法）；“加法增大”是指执行拥塞避免算法，使拥塞窗口缓慢增大，防止网络过早出现拥塞。

• 快重传和快恢复

快重传算法规定：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，而不必继续等待为该报文设置的重传计时器到期。由于发送方可以尽早重传未被确认的报文段，因此使用快重传可以使整个网络吞吐量提高20%。

在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。

在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。

 在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。

因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd / 2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免，执行拥塞避免算法（“加法增大”），使拥塞窗口缓慢地线性增大。

慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。

TCP的三次握手

 假设 A 为客户端，B 为服务器端。

• B为TCP服务器进程先创建传输控制块（TCB），处于LISTEN（监听）状态，等待客户的连接请求；
• A也是首先创建TCB，然后向B发送连接请求报文段，SYN=1，ACK=0，选择一个初始的序号 x，A处于SYN-SENT（同步已发送）状态；
• B 收到连接请求报文，如果同意建立连接，则向 A 发送连接确认报文，SYN=1，ACK=1，确认号为 x+1，同时也选择一个初始的序号 y，处于SYN-RCVD（同步收到）状态；
• A 收到 B 的连接确认报文后，还要向 B 发出确认，ack = y+1，seq = x+1，TCP连接已建立，A进入ESTABLISHED（已建立连接）状态；
• B收到A的确认后，也进入ESTABLISHED状态

三次握手的原因

第三次握手是为了防止失效的连接请求到达服务器，让服务器错误打开连接，并一直等待客户端发来数据，服务器的很多资源就这么白白浪费了。

客户端发送的连接请求如果在网络中滞留，那么就会隔很长一段时间才能收到服务器端发回的连接确认。客户端等待一个超时重传时间之后，就会重新请求连接。但是这个滞留的连接请求最后还是会到达服务器，如果不进行三次握手，那么服务器就会打开两个连接。如果有第三次握手，客户端会忽略服务器之后发送的对滞留连接请求的连接确认，不进行第三次握手，因此就不会再次打开连接。

TCP的四次挥手

 

以下描述不讨论序号和确认号，因为序号和确认号的规则比较简单。并且不讨论 ACK，因为 ACK 在连接建立之后都为 1。

• A 发送连接释放报文，FIN=1。

• B 收到之后发出确认，此时 TCP 属于半关闭状态，B 能向 A 发送数据但是 A 不能向 B 发送数据。

• 当 B 不再需要连接时，发送连接释放报文，FIN=1。

• A 收到后发出确认，进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。

• B 收到 A 的确认后释放连接。

四次挥手的原因

客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器会发送 FIN 连接释放报文。

TIME_WAIT

客户端接收到服务器端的 FIN 报文后进入此状态，此时并不是直接进入 CLOSED 状态，还需要等待一个时间计时器设置的时间 2MSL。这么做有两个理由：

• 确保最后一个确认报文能够到达。如果 B 没收到 A 发送来的确认报文，那么就会重新发送连接释放请求报文，A 等待一段时间就是为了处理这种情况的发生。

• 等待一段时间是为了让本连接持续时间内所产生的所有报文都从网络中消失，使得下一个新的连接不会出现旧的连接请求报文。