«计算机网络»笔记：第6章传输层

6.1 传输服务

为什么需要传输层：

IP 包不可靠
IP 包大小有限
IP 无法区分应用程序

功能：

提供高效，可靠，高效的数据传输服务
进程到进程。
提供多个 SAP

C/S 模型

服务器：管理资源，被动接受请求

客户端：主动发送请求

通信流程：

寻址：端口号

作为服务访问点。位于传输层包头。

复用

不同的端口可以使用同一个底层接口。

SCTP：让一个连接可以多个接口传输，例如同时用 Wifi 和以太网传输。

差错控制：自动请求重传、滑动窗口

缓存策略：

固定缓存
动态缓存链表
大型缓存

Max-Min Fairness

基本含义：使得资源分配向量的最小分量的值最大，防止任何网络流被“饿死’，同时在一定程度上尽可能增加每个流的速率。

原则：一个信道上，在满足最小需求的前提下，各流尽量均分带宽;

如果增加任何一个参与者(分量)的带宽，将导致其它的具有相同或者更少带宽的参与者(分量)的带宽下降，说明此时即满足了最大最小公平性。

收敛性：尽快达到理想分配

例子：假设某互联网公司净利润120万元，有员工 A,B,C,D 和老板 E,F，员工觉得自己至少应该分到 12 万，老板觉得给了你们工作已经是你们的福报了，你们每人六万，剩下归我和我老婆。也即需求分别是：12, 12, 12, 12, 48, 48.

结果社会主义改造来了。

第一轮：先平均分，120/6=20, 每人分到 20 万,但是员工的需求只有 12 万：

A   B   C   D   E   F
12  12  12  12  20  20

多出来 8x4=32 均分给老板：20+16 20+16 = 36:

A   B   C   D   E   F
12  12  12  12  36  36

这样员工满意了。

6.2 传输层协议基础

6.3 拥塞控制

拥塞控制

发现拥塞
通知源主机、或隐式通知（源主机自己判断）
源主机动态调节速率

源主机如何动态调整带宽

AIAD 方式：线性增减。

MIMD 方式：指数增减。

这两种会反复震荡，难以收敛。

AMID 方式：线性增长，指数减少，容易收敛。

实际做法：调整窗口大小。

6.4 UDP

DNS、SNMP、DHCP、RIP、RTP 使用 UDP。

无连接，不可靠
简单高效
基于 IP 的复用、减复用

数据包格式：

校验和是整个数据（伪报头，报头，数据），可选。保留消息边界。

伪报头：只用于校验和，不传输。传输的时候去掉 Padding。

6.5 TCP 传输控制协议

面向连接
可靠传递（ARQ，自动请求重传）
- ACK
- 校验和
- 超时重传
- 序列号
- 滑动窗口流控
拥塞控制
字节流，不保留消息边界（应用层自己判断）

TCP 报文段

单位 4B。

MSS：最大段长度，是报文最大数据长度。

滑动窗口大小可变，用于流量控制。

端口号各两字节。

序号：第一个数据字节的编号。32bit。

确认序号：准备接收的下一个字节的编号。32bit。

TCP 头长：4字节为单位。

窗口大小：接收方告诉发送方的限制字节数。

校验和：伪报头+整个报文段

注意序号不是单个递增，而是根据收到的字节数递增。

控制字段

URG：紧急数据，例如中断信号。配合紧急数据指针（Urgent pointer）使用，指向紧急数据的末尾。

PSH：立即发送数据。避免等待。

SYN：同步序列号

ACK：ACK 字段有效

FIN：断开连接

ECE，CWR

ECN：拥塞通知

ECE：通知有拥塞

CWR：报告收到了拥塞通知

SACK（选择性 ACK），最多能同时确认三段范围。用于选择重传。

TCP 连接的建立

两端：

服务器：被动方
客户端：主动方

第一次握手：客户端提出建立请求，设置控制位 SYN=1，并携带数据的起始序号 seq：x
第二次握手：服务端响应连接，设置控制位 SYN=1, ACK=1, 并携带数据的起始序号（服务器发送序号）seq: y, 确认序号：ack: x+1（因为第一步消耗一个序号）
第三次握手：客户端确认，设置控制位 ACK=1，发送序号 seq: x+1，确认序号 ack: y+1（第二步也消耗一个序号）

sequenceDiagram
    participant client
    note right of server: tcp三次握手
    client ->> server: syn=1
    server -->> client: syn+ack
    client ->> server: ack

    note right of server: tcp四次挥手
    client ->> server: fin
    server -->> client: ack
    loop
       server -->> server: server handle left data 
    end
    server -->> client: fin
    client ->> server: ack

（a）：常规情况

（b）：对等通信（不考虑 Client、Server 区分）的情况，两边同时建立连接。这种情况，双方约定的起始序号一样（x+1, y+1），所以不会导致建立两个连接的错误。

起始序号的确定：根据当前时钟参照

崩溃之后尚在网上的数据：

通过 MSL（最大段生命期）机制，超过一定时间就销毁包，防止主机挂掉之后，包仍然在网上游荡。

数据传输阶段

例子：

客户端连续发送两个报文段，序号分别是 8001, 9001，大小为 1000B

服务器进行累计确认，ack: 10001。seq’: 15001，大小为 2000B

客户端：确认，2000B，ack: 17001，rwnd: 10000，设置窗口字节大小

TCP 连接释放

客户端释放：

客户端设置 FIN=1, seq: x
服务器设置 FIN=1, ACK=1，ack: x+1，seq: y（第一步消耗一个字节序号）
客户端设置 ACK=1，seq: x+1, ack: y+1（第二步消耗一个字节的序号）

四步释放-半关闭连接：

客户端释放请求 FIN=1, seq: x, ACK=1
服务器还没发完，所以只释放 C->S 方向。所以只回应 ACK=1。seq: y, ack: x+1.
服务器继续发送数据，客户端回 ACK
服务器发完了，可以关闭了。seq: z, ack: x+1, ACK=1, FIN=1
客户端释放接收缓存，seq: x+1, ack: z+1, ACK=1

TCP 的完整状态机

流控和滑动窗口

通过 WIN 字段通知自己的窗口剩余。当收到 WIN=0 可知对方窗口空了。之后再次收到 WIN > 0（窗口更新通知），可知可以继续发送了。

当窗口为 0 时：

正常分片不能发
紧急数据可以发
可以定时重发 1B 报文，通知对方继续工作（防止互相等待，死锁）

实际窗口大小：

受限于接收方窗口
受限于拥塞状况

Nagle’s 攒一攒算法

解决效率低下（Overhead：TCP head + IP head = 40B）

发送方用 Nagle 算法改进效率：

积攒到 MSS 的一半再发
上一分片的 ACK 已经收到了，那么还是得发，不能让对方等着

Clark 方法

解决接收方窗口更新量太少（Silly Window Syndrome）

接收方就不要通知窗口更新了，除非自己的缓存达到 MSS 或者缓存的一半。

差错控制

ARQ：

Checksum
ACK
超时重发（RTO，重传超时时间）

累计 ACK：多等一会儿，没有多的包了，再进行确认。

快速重传：发送方连续收到几个相同的 ACK，这时提前重传那个 ACK 对应的报文，而不是等超时再重传。

数据破坏：TCP 采用的方案是不回任何信息，让对方超时重传。

ACK 丢失：由于采用累计确认，所以丢失的不需要重发。

计时器管理

重传计时器
持久计时器（persistence）：用于零窗口互相等待时打破死锁。当得知零窗口时启动。
存活计时器（keep-alive）：心跳包
等待计时器（time-wait）：释放连接的主动方等待一段时间，等数据都超时再关闭连接。

重传时间（RTT）的设定

太长：低效
太短：重复发包

解决方法：

动态调整。new RTT = a(RTT) + (1-a)(new sample)，a 是平衡因子。

重传超时（RTO）

RTTVAR = b(RTTVAR) + (1-b)|SRTT-Sample|

RTO = SRTT + 4*RTTVAR

Karn 算法：重传的包不用于估计，每次重传，RTO 加倍。

拥塞控制

隐式通知，TCP 发送方自己看着办。发送窗口受限于拥塞窗口大小。TCP 调整速率基于 AIMD 方法。

拥塞窗口（CWND）：网络目前能消化的字节数。

发送窗口大小取 MIN(接收方WIN, CWnd)

发送方有效窗口：最大窗口-发送未确认=最大窗口-发送的+确认的

拥塞检测：通过丢包判断（超时未收到 ACK），没有拥塞就增加速率，有拥塞就降低速率。

ACK 时钟：反应低速链路的速率情况。发送方依据它，来避免连接低速路由时排队严重。平滑数据量。

拥塞控制算法

这篇文章不错。

慢启动（Slow-Start）法：初始 CWnd=1。每收到一个ACK，CWND«1。指数级增长速率。当连接建立时，拥塞窗口被初始化为一个报文段大小，每收到一个ACK，拥塞窗口就会增加一个报文段，发送方取拥塞窗口与通过窗口的最小值作为发送的上限。

拥塞窗口说白了就是阈值

【例子】 假设回环时间 10ms，无拥塞，接收窗口大小 24KB，分片大小 2KB，多久能满窗口发送？

【分析与解答】

初始 CWND=2KB，需要经过左移（平方） $\log_2 (12)≈3.58$ 次，向上取整 4 次，每次耗时 10ms，所以需要大概 40ms 达到最大窗口速率。

【例子】 假设拥塞窗口 18KB，最大分片大小 1KB。传着传着超时了，后来四个包都成功传输，此时窗口大小多大？

【分析与解答】 阈值 18KB，超时，阈值减半，变成 9KB，重新慢启动。1«4=16>9，因此经过四次成功传输，窗口大小变成了 9KB

在 TCP 的拥塞控制算法中，从慢启动开始，拥塞窗口按指数增长，即如果每一轮发送均收到 ACK，则拥塞窗口变为 2 倍；拥塞窗口增加到阈值时，增长速度减缓，改为线性增长（AI：每一轮发送成功后，拥塞窗口增加一个 MSS）。当发生超时时，阈值＝当前拥塞窗口值的一半，而拥塞窗口则降为 1 个 MSS，开始新的慢启动。

AIMD 法：收到 ACK，CWND+=1/CWND (缓慢增快速减).

一般有一个阈值，结合使用两种方法。达到阈值，进入拥塞避免（Congestion Avoidance）阶段，用 AIMD 法。直到拥塞开始。

阈值也是动态调整的，便于收敛。

TCP Tahoe：连续三个重复 ACK，或者超时之后，就从慢启动重来。

TCP Reno 快速恢复：连续收到三个重复 ACK，执行快速重传，然后进入快速恢复，阈值减少到二分之一窗口大小，CWND=Threshold。