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1、 运输层1第3章 运输层Transport Layer 计算机网络：自顶向下方法 (原书第三版)陈鸣译，机械工业出版社，2005年Computer Networking: A Top Down Approach Featuring the Internet, 3rd edition. Jim Kurose, Keith RossAddison-Wesley, July 2004. 运输层2第3章:运输层我们的目的: r理解运输层服务依据的原理:m复用/分解m可靠数据传输m流量控制m拥塞控制r学习因特网中的运输层协议：mUDP: 无连接传输mTCP: 面向连接传输mTCP 拥塞控制 运输层3第3
2、章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层4运输服务和协议r在运行不同主机上应用进程之间提供逻辑通信r运输协议运行在端系统中m发送方：将应用报文划分为段，传向网络层m接收方：将段重新装配为报文，传向应用层r应用可供使用的运输协议不止一个m因特网：TCP和UDP应用层运输层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理
3、层应用层运输层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层逻辑端到端传输 运输层5运输层 vs. 网络层r网络层: 主机间的逻辑通信r运输层: 进程间的逻辑通信m依赖、强化网络层服务家庭类比:12个孩子向12个孩子发信r进程 = 孩子r应用报文= 信封中的信r主机 = 家庭r运输协议 = Ann和Billr网络层协议= 邮政服务 运输层6因特网运输层协议r可靠的、按序的交付 (TCP)m拥塞控制m流量控制m连接建立r不可靠、不按序交付: UDPm“尽力而为”IP的不提供不必要服务的扩展r不可用的服务: m时延保证m带宽保证应用层
4、运输层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层应用层运输层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层网络层数据链路层物理层逻辑端到端传输 运输层7第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层8Internet 层的复用与分解 运输层9复用/分解应用层运输层网络层
5、链路层物理层P1应用层运输层网络层链路层物理层应用层运输层network链路层物理层P2P3P4P1主机1主机2主机3= 进程= 套接字将接收到的段交付给正确的套接字在接收主机分解：从多个套接字收集数据，用首部封装数据(以后用于分解 )在发送主机复用: 运输层10分解工作过程r主机接收IP数据报m每个数据报有源无连接, 目的地无连接m每个数据报承载1个运输层段m每个段具有源、目的端口号 (回想: 对特定应用程序的周知端口号)r主机使用IP地址 &端口号将段定向到适当的套接字源端口 #目的端口 #32 bits应用数据(报文)其他首部字段TCP/UDP 段格式 运输层11无连接分解r生成具有端口
6、号的套接字:DatagramSocket mySocket1 = new DatagramSocket(99111);DatagramSocket mySocket2 = new DatagramSocket(99222);rUDP套接字由二元组标识 :r当主机接收UDP段时:m在段中检查目的地端口号m将UDP段定向到具有该端口号的套接字r具有不同源IP地址和/或源端口号的IP数据报 定向到相同的套接字 运输层12无连接分解(续)DatagramSocket serverSocket = new DatagramSocket(6428);客户机IP:BP2客户机 IP: AP1P1P3服务器I
7、P: CSP: 6428DP: 9157SP: 9157DP: 6428SP: 6428DP: 5775SP: 5775DP: 6428SP提供了“返回地址” 运输层13面向连接分解rTCP套接字由四元组标识: m源IP地址m源端口号m目的IP地址m目的端口号r接收主机使用这四个值来将段定向到适当的套接字r服务器主机可能支持许多并行的TCP套接字：m每个套接字由其自己的四元组标识rWeb服务器对每个连接的客户机具有不同的套接字m非持久HTTP将为每个请求具有不同的套接字 运输层14面向连接分解 (续)客户机IP:BP1客户机 IP: AP1P2P4服务器IP: CSP: 9157DP: 80S
8、P: 9157DP: 80P5P6P3D-IP:CS-IP: AD-IP:CS-IP: BSP: 5775DP: 80D-IP:CS-IP: B 运输层15面向连接分解: 多线程Web服务器客户机IP:BP1客户机 IP: AP1P2服务器IP: CSP: 9157DP: 80SP: 9157DP: 80P4P3D-IP:CS-IP: AD-IP:CS-IP: BSP: 5775DP: 80D-IP:CS-IP: B 运输层16第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连
9、接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层17UDP: 用户数据报协议 RFC 768r“没有不必要的,” “基本要素” 互联网传输协议r“尽力而为”服务，UDP段可能：m丢包m对应用程序交付失序r无连接:m在UDP发送方和接收方之间无握手m每个UDP段的处理独立于其他段为何要有 UDP协议?r无连接创建(它将增加时延)r简单：在发送方、接收方无连接状态r段首部小r无拥塞控制: UDP能够尽可能快地传输 运输层18UDP: 其他r常用于流式多媒体应用m丢包容忍m速率敏感r其
10、他UDP应用mDNSmSNMPr经UDP的可靠传输 : 在应用层增加可靠性m应用程序特定的差错恢复！源端口#目的端口#32 bits应用数据(报文)UDP 段格式长度检查和UDP段的长度，包括首部，以字节计 运输层19UDP检查和发送方:r将段内容处理为16比特整数序列r检查和: 段内容的加法(反码和)r发送方将检查和放入UDP检查和字段接收方:r计算接收的段的检查和r核对计算的检查和是否等于检查和字段的值:mNO 检测到差错mYES 无差错检测到。虽然如此，还可能有差错吗？详情见后目的: 在传输的段中检测“差错” (如比特翻转) 运输层20互联网检查和例子r注意m当数字作加法时，最高位进比特
11、位的进位需要加到结果中r例子: 两个16-bit整数相加1 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 01 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 11 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 11 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 01 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 0 1 1回卷 和检查和 运输层21第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm
12、报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层22可靠数据传输的原则r在应用层、运输层、数据链路层的重要性m重要的网络主题中的最重要的10个之一!r不可靠信道的特点决定了可靠数据传输 协议 (rdt) 的复杂性 运输层23可靠数据传输: 基本概念发送侧接收侧rdt_send(): called from above, (e.g., by app.). Passed data to deliver to receiver upper layerudt_send(): called by rdt,to
13、 transfer packet over unreliable channel to receiverrdt_rcv(): called when packet arrives on rcv-side of channeldeliver_data(): called by rdt to deliver data to upper 运输层24可靠数据传输: 基本概念我们将:r增强研发发送方，可靠数据传输协议 (rdt) 的接收方侧m仅考虑单向数据传输m但控制信息将在两个方向流动！r使用有限状态机 (FSM)来定义发送方和接收方状态1状态2引起状态变迁的事件状态变迁所采取的行动状态: 当位于这个
14、“状态时”，下个状态惟一地由下个事件决定事件动作 运输层25第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层26Rdt1.0: 经可靠信道的可靠传输r底层信道非常可靠m无比特差错m无分组丢失r装发送方、接收方的单独FSM:m发送方将数据发向底层信道m接收方从底层信道读取数据Wait for call from ab
15、ovepacket = make_pkt(data)udt_send(packet)rdt_send(data)extract (packet,data)deliver_data(data)Wait for call from belowrdt_rcv(packet)发送方接收方 运输层27第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP
16、公平性m时延模型 运输层28Rdt2.0: 具有比特差错的信道runderlying channel may flip bits in packetmchecksum to detect bit errorsrthe question: how to recover from errors:macknowledgements (ACKs): receiver explicitly tells sender that pkt received OKmnegative acknowledgements (NAKs): receiver explicitly tells sender that pk
17、t had errorsmsender retransmits pkt on receipt of NAKrnew mechanisms in rdt2.0 (beyond rdt1.0):merror detectionmreceiver feedback: control msgs (ACK,NAK) rcvr-sender 运输层29rdt2.0: FSM规格参数 等待来自上面的调用snkpkt = make_pkt(data, checksum)udt_send(sndpkt)extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)udt_send(ACK)rdt_
18、rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt)udt_send(NAK)rdt_rcv(rcvpkt) & corrupt(rcvpkt) 等待ACK 或NAK 等待来自下面的调用发送方接收方rdt_send(data)L 运输层30rdt2.0: 无差错时的操作 等待来自上面的调用snkpkt = make_pkt(data, checksum)udt_send(sndpkt)extract(rcvpkt,data)de
19、liver_data(data)udt_send(ACK)rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt)udt_send(NAK)rdt_rcv(rcvpkt) & corrupt(rcvpkt) 等待 ACK 或NAK 等待来自下面的调用rdt_send(data)L 运输层31rdt2.0: 有差错时的情况 等待来自上面的调用snkpkt = make_pkt(data, checksum)udt_send(s
20、ndpkt)extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)udt_send(ACK)rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & isACK(rcvpkt)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & isNAK(rcvpkt)udt_send(NAK)rdt_rcv(rcvpkt) & corrupt(rcvpkt)等待ACK 或NAK 等待来自下面的调用rdt_send(data)L 运输层32rdt2.0有重大的缺陷!如果ACK/NAK受损，将会出现何种情况？r发送方不知道在
21、接收方会发生什么情况！r不能只是重传：可能导致冗余处理冗余: r发送方对每个分组增加序列号r如果ACK/NAK受损，发送方重传当前的分组r接收方丢弃(不再向上交付)冗余分组发送方发送一个分组，然后等待接收方响应停止等待 运输层33rdt2.1: 发送方, 处理受损的ACK/NAK等待来自上面的调用0sndpkt = make_pkt(0, data, checksum)udt_send(sndpkt)rdt_send(data)等待 ACK 或 NAK 0udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) |isNAK(rcvpkt) )sn
22、dpkt = make_pkt(1, data, checksum)udt_send(sndpkt)rdt_send(data)rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt) udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) |isNAK(rcvpkt) )rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt) 等待来自上面的调用1等待 ACK 或NAK 1LL 运输层34rdt2.1: 接收方,处理受损的ACK/NAK等待来自下面的
23、调用0sndpkt = make_pkt(NAK, chksum)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & not corrupt(rcvpkt) & has_seq0(rcvpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & has_seq1(rcvpkt) extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)sndpkt = make_pkt(ACK, chksum)udt_send(sndpkt)等待来自上面的调用1rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & has_se
24、q0(rcvpkt) extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)sndpkt = make_pkt(ACK, chksum)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & (corrupt(rcvpkt)sndpkt = make_pkt(ACK, chksum)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & not corrupt(rcvpkt) & has_seq1(rcvpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & (corrupt(rcvpkt)sndpkt = make_pkt(ACK, chksum)udt_s
25、end(sndpkt)sndpkt = make_pkt(NAK, chksum)udt_send(sndpkt) 运输层35rdt2.1: 讨论发送方:r序号seq # 加入分组中r两个序号seq. #s (0,1) 将够用. ( 为什么?)r必须检查是否收到的ACK/NAK受损 r状态增加一倍m状态必须“记住”是否“当前的”分组具有0或1序号接收方:r必须检查是否接收到的分组是冗余的m状态指示是否0或1是所期待的分组序号seq #r注意: 接收方不能知道是否它的最后的ACK/NAK在发送方已经接收OK 运输层36rdt2.2: 一种无NAK的协议r与rdt2.1一样的功能，仅使用ACKr代
26、替NAK,接收方对最后正确接收的分组发送ACKm接收方必须明确地包括被确认分组的序号r在发送方冗余的ACK导致如同NAK相同的动作：重传当前分组 运输层37rdt2.2: 发送方, 接收方片段等待来自上面的调用0sndpkt = make_pkt(0, data, checksum)udt_send(sndpkt)rdt_send(data)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) | isACK(rcvpkt,1) )rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt,0) 等待
27、ACK0发送方FSM片段等待来自下面的调用0rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & has_seq1(rcvpkt) extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)sndpkt = make_pkt(ACK1, chksum)udt_send(sndpkt)rdt_rcv(rcvpkt) & (corrupt(rcvpkt) | has_seq1(rcvpkt)udt_send(sndpkt)接收方FSM片段L 运输层38第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的
28、原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层39rdt3.0: 具有差错和丢包的信道新假设: 下面的信道也能丢失分组(数据或ACK)m检查和、序号、重传将是有帮助的，但不充分方法: 发送方等待ACK一段“合理的”时间r如在这段时间没有收到ACK则重传r如果分组(或ACK)只是延迟(没有丢失)：m重传将是冗余的，但序号的使用已经处理了该情况m接收方必须定义被确认的分组序号r需要倒计时定时器 运输层40rdt3.0发送
29、方sndpkt = make_pkt(0, data, checksum)udt_send(sndpkt)start_timerrdt_send(data)等待 ACK0rdt_rcv(rcvpkt) & ( corrupt(rcvpkt) |isACK(rcvpkt,1) )等待来自上面的调用1sndpkt = make_pkt(1, data, checksum)udt_send(sndpkt)start_timerrdt_send(data)rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt,0) rdt_rcv(rcvpkt) & (
30、 corrupt(rcvpkt) |isACK(rcvpkt,0) )rdt_rcv(rcvpkt) & notcorrupt(rcvpkt) & isACK(rcvpkt,1) stop_timerstop_timerudt_send(sndpkt)start_timertimeoutudt_send(sndpkt)start_timertimeoutrdt_rcv(rcvpkt) 等待来自上面的调用0等待 ACK1Lrdt_rcv(rcvpkt)LLL 运输层41rdt3.0 运行情况无丢包时的运行 分组丢失发送方发送方接收方接收方 运输层42rdt3.0运行情况ACK丢失 过早超时 发送
31、方发送方接收方接收方 运输层43rdt3.0的性能rrdt3.0能够工作，但性能不太好r例子: 1 Gbps链路, 15 ms端到端传播时延, 1KB分组:Ttransmit=8kb/pkt10*9 b/sec= 8 microsecmU sender: 利用率 发送方用于发送时间的比率m每30 msec 1KB 分组 - 经1 Gbps 链路有33kB/sec 吞吐量m网络协议限制了物理资源的使用! U sender = .008 30.008 = 0.00027 L / R RTT + L / R = L (packet length in bits)R (transmission rat
32、e, bps)= 运输层44rdt3.0: 停等协议的运行传输分组的第一个比特, t = 0发送方接收方RTT 传输分组的最后一个比特, t = L / R分组第一个比特到达传输最后一个比特到达,发送ACKACK 到达，发送下一个分组, t = RTT + L / R U sender = .008 30.008 = 0.00027 L / R RTT + L / R = 运输层45第3章 要点r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m
33、流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型 运输层46流水线协议流水线: 发送方允许发送多个、“传输中的”,还没有应答的报文段m序号的范围必须增加m发送方和/或接收方设有缓冲r流水线协议的两种形式: 回退回退N帧法（帧法（go-Back-N）, 选择性重传（选择性重传（S-R）, 运输层47流水线协议: 增加利用率传输第一个分组比特传输第一个分组比特, t = 0发送者接收者RTT 传输最后一个比特传输最后一个比特, t = L / R第一个分组比特到达第一个分组比特到达分组最后一个比特到达分组最后一个比特到达,发送发送 AC
34、KACK 到达到达, 发送下一个分组发送下一个分组, t = RTT + L / R第二个分组最后比特到达第二个分组最后比特到达,发送发送ACK第三个分组最后比特到达第三个分组最后比特到达,发送发送ACK U sender = .024 30.008 = 0.0008 microseconds 3 * L / R RTT + L / R = 利用率增加利用率增加3倍倍! 运输层48Go-Back-N发送方发送方:r在分组首部需要K比特序号，2k=Nr“窗口”最大为N, 允许N个连续的没有应答分组rACK(n): 确认所有的（包括序号n）的分组 - “累计ACK”m可能收到重复的ACKs (见接
35、收方)r对每个传输中的分组的用同一个计时器rtimeout(n):若超时，重传窗口中的分组n及所有更高序号的分组 运输层49GBN: 发送方扩展的 FSM等待等待start_timerudt_send(sndpktbase)udt_send(sndpktbase+1)udt_send(sndpktnextseqnum-1)超时rdt_send(data) if (nextseqnum 没有接收缓冲区!m重新确认具有按序的分组Waitudt_send(sndpkt)defaultrdt_rcv(rcvpkt) & notcurrupt(rcvpkt) & hasseqnum(rcvpkt,exp
36、ectedseqnum) extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ACK,chksum)udt_send(sndpkt)expectedseqnum+expectedseqnum=1sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ACK,chksum)L等等待待 运输层51GBN 操作发送方接收方 运输层52选择性重传（Selective Repeat）GBN改善了信道效率，但仍然有不必要重传问题r接收方分别确认所有正确接收的报文段m需要缓存分组, 以便最后按序交付给给上层r
37、发送方只需要重传没有收到ACK的分组m发送方定时器对每个没有确认的分组计时r发送窗口mN个连续的序号m也需要限制已发送但尚未应答分组的序号 运输层53选择性重传: 发送方, 接收方窗口a. 发送方看到的序号b. 接收方看到的序号已经确认可用，还未发送发送，还未确认不可用可接受（窗口内） 失序(已缓存)但未被确认 可接受（窗口内）期待，还未收到 不可用 窗口长度N窗口长度N 运输层54选择性重传上层传来数据上层传来数据 :r如果窗口中下一个序号可用, 发送报文段timeout(n):r重传分组n, 重启其计时器ACK(n) 在在sendbase,sendbase+N:r标记分组 n 已经收到r如
38、果n 是最小未收到应答的分组，向前滑动窗口base指针到下一个未确认序号发送方分组分组n在在 rcvbase, rcvbase+N-1r发送 ACK(n)r失序: 缓存r按序: 交付 (也交付所有缓存的按序分组),向前滑动窗口到下一个未收到报文段的序号分组分组n在在rcvbase-N,rcvbase-1rACK(n)其他其他: r忽略 接收方 运输层55选择重传的操作 运输层56选择重传: 困难的问题例子:r序号: 0, 1, 2, 3r窗口长度 = 3r接收方：在(a)和(b)两种情况下接收方没有发现差别!r在 (a)中不正确地将新的冗余的当为新的，而在(b)中不正确地将新的当作冗余的问题:
39、 序号长度与窗口长度有什么关系?回答：窗口长度小于等于序号空间的一半 运输层57可靠数据传输机制及用途总结机制用途和说明检验和用于检测在一个传输分组中的比特错误。定时器用于检测超时/重传一个分组，可能因为该分组（或其ACK）在信道中丢失了。由于当一个分组被时延但未丢失（过早超时），或当一个分组已被接收方收到但从接收方到发送方的ACK丢失时，可能产生超时事件，所以接收方可能会收到一个分组的多个冗余拷贝。序号用于为从发送方流向接收方的数据分组按顺序编号。所接收分组的序号间的空隙可使该接收方检测出丢失的分组。具有相同序号的分组可使接收方检测出一个分组的冗余拷贝。确认接收方用于告诉发送方一个分组或一组
40、分组已被正确地接收到了。确认报文通常携带着被确认的分组或多个分组的序号。确认可以是逐个的或累积的，这取决于协议。否定确认接收方用于告诉发送方某个分组未被正确地接收。否定确认报文通常携带着未被正确接收的分组的序号。窗口、流水线发送方也许被限制仅发送那些序号落在一个指定范围内的分组。通过允许一次发送多个分组但未被确认，发送方的利用率可在停等操作模式的基础上得到增加。我们很快将会看到，窗口长度可根据接收方接收和缓存报文的能力或网络中的拥塞程度，或两者情况来进行设置。 运输层58第3章 要点r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7
41、 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议 运输层59TCP概述 RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581r全双工数据全双工数据:m同一连接上的双向数据流mMSS: 最大报文段长度mMTU:最大传输单元r面向连接面向连接: m在进行数据交换前，初始化发送方与接收方状态，进行握手(交换控制信息),r流量控制流量控制:m发送方不能淹没接收方r拥塞控制拥塞控制:m抑止发送方速率来防止过分占用网络资源r点到点点到点:m一
42、个发送方, 一个接收方m连接状态与端系统有关，不为路由器所知 r可靠、有序的字节流可靠、有序的字节流:m没有 “报文边界”r流水线流水线:mTCP拥塞和流量控制设置滑动窗口协议r发送和接收缓冲区发送和接收缓冲区socketdoorTCPsend bufferTCPreceive buffersocketdoorsegmentapplicationwrites dataapplicationreads data 运输层60TCP 报文段结构源端口 #目的端口 #32 bits应用层数据 (变长)序号确认号接收窗口紧急数据指针检查和FSRPAU首部长度未用选项 (变长)URG: 紧急数据 (一般不
43、用)ACK: ACK 序号有效PSH: 立即提交数据(一般不用)RST, SYN, FIN:连接建立(建立和拆连)接收方允许的字节数对数据字节计数(并非对报文段计数!)因特网检查和(同 UDP一样) 运输层61TCP序号和确认号序号序号:m报文段中第1个数据字节在字节流中的位置编号确认号确认号:m期望从对方收到下一个字节的序号m累计应答问题：接收方如何处理失序报文段？回答：TCP规范没有说明， 由实现者自行选择实现: 抛弃/缓存 主机主机 A主机主机 BSeq=42, ACK=79, data = CSeq=79, ACK=43, data = CSeq=43, ACK=80用户键入C主机对接
44、收到的C回显给出确认主机对收到的C给出确认, 回显 C时间时间简单的telnet情况捎带确认捎带确认 运输层62TCP往返时延(RTT)的估计与超时问题: 如何设置TCP 超时值?r应大于RTTm但RTT是变化的r太短: 过早超时m不必要的重传r太长: 对报文段的丢失响应太慢问题: 如何估计RTT?rSampleRTT: 从发送报文段到接收到ACK的测量时间m忽略重传rSampleRTT会变化,希望估计的RTT“较平滑”m平均最近的测量值,并不仅仅是当前SampleRTT 运输层63EstimatedRTT = (1- )*EstimatedRTT + *SampleRTTr指数加权移动平均(
45、Exponential weighted moving average)r过去的样本指数级衰减来产生影响r典型值: = 0.125TCP往返时延估计与超时 (续) 运输层64RTT估计的例子 运输层65TCP往返时延估计与超时 (续)设置超时间隔设置超时间隔rEstimtedRTT 加 “安全余量”mEstimatedRTT大变化- 更大的安全余量r首先估算EstimatedRTT与SampleRTT之间差值有多大 : TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTTDevRTT = (1- )*DevRTT + *|SampleRTT-EstimatedRT
46、T|(典型地, = 0.25) 然后估算超时值然后估算超时值: 运输层66第3章 要点r3.5 面向连接的传输: TCPm报文段结构m可靠数据传输m流量控制m连接管理r3.6 拥塞控制的原则r3.7 TCP拥塞控制m机制mTCP吞吐量mTCP公平性m时延模型r3.1 运输层服务r3.2 复用与分解r3.3 无连接传输: UDPr3.4 可靠数据传输的原则mrdt1mrdt2mrdt3m流水线协议 运输层67TCP 可靠数据传输rTCP在IP不可靠服务的基础上创建可靠数据传输服务r流水线发送报文段r累计确认rTCP使用单个重传计时器r重传被下列事件触发:m超时事件m重复ACKr先考虑简化的TCP
47、发送方:m 忽略重复ACKm 忽略流量控制，拥塞控制 运输层68TCP 发送方事件1.从应用层接收数据:r根据序号创建报文段r序号是报文段中第一个数据字节的数据流编号r如果未启动，启动计时器 (考虑计时器用于最早的没有确认的报文段)r超时间隔: TimeOutInterval= EstimatedRTT + 4*DevRTT2.超时:r重传导致超时的报文段r重新启动计时器3.收到确认：r如果确认了先前未被确认的报文段 r更新被确认的报文段序号r如果还有未被确认的报文段，重新启动计时器 运输层69TCP 发送方(简化的) NextSeqNum = InitialSeqNum SendBase =
48、 InitialSeqNum loop (forever) switch(event) event: data received from application above create TCP segment with sequence number NextSeqNum if (timer currently not running) start timer pass segment to IP NextSeqNum = NextSeqNum + length(data) event: timer timeout retransmit not-yet-acknowledged segme
49、nt with smallest sequence number y start timer event: ACK received, with ACK field value of y if (y SendBase) /* 累计确认到Y */ SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) start timer /* end of loop forever */ 注释: SendBase-1: 上次累计的已确认字节例如: SendBase-1 = 71;y= 73, 因此接收方期待73+ ;y Send
50、Base, 因此新数据被确认 运输层70TCP: 重传的情况主机 ASeq=100, 20 bytes dataACK=100时间过早超时的情况主机 BSeq=92, 8 bytes dataACK=120Seq=92, 8 bytes dataSeq=92 超时ACK=120主机 ASeq=92, 8 bytes dataACK=100loss超时丢失确认的情况主机 BXSeq=92, 8 bytes dataACK=100时间Seq=92 超时SendBase= 100SendBase= 120SendBase= 120Sendbase= 100 运输层71TCP 重传情况(续)主机 AS