计算机网络-传输层

传输层概述

传输层的基本理论和基本机制

• 多路复用/分用
• 可靠数据传输机制
• 流量控制机制
• 拥塞控制机制

Internet的传输层协议

• UDP（User Datagram Protoco）：用户数据报协议
  • 无连接传输服务
  • 不可靠（尽力而为）的交付服务
• TCP（Transmission Control Protocol）：传输控制协议
  • 面向连接的传输服务
  • 可靠的、按序的交付服务
  • 拥塞控制
  • 流量控制
  • 连接建立
• 两种服务均不保证延迟和带宽

传输层的服务和协议

传输层协议为运行在不同HOST(主机 / 端)上的进程之间提供了一种逻辑通信机制

逻辑通信机制

两个进程之间仿佛是直接连接的，它不需要关心这中间有多远的物理距离、经过了多少个路由器、使用了哪些物理层的媒介

端系统上运行传输层协议的作用

发送方：将应用递交的消息/报文分成一个或多个的Segment（段），并向下传给网络层

接收方：将接收到的Segment（段）组装成消息/报文，并向上交给应用层

传输层和网络层的异同

网络层：提供主机之间的逻辑通信机制

传输层：提供进程间的逻辑通信机制

• 位于网络层之上
• 依赖于网络层服务
• 对网络层服务进行（可能的）增强

复用和分用

发送端进行多路复用

从多个Socket接收数据，为每块数据封装上头部信息，生成Segment，交给网络层

接收端进行多路分用

传输层依据头部信息将收到的Segment交给正确的Socket，即不同的进程

tips：Socket是应用层和传输层之间的“门”

主机接收到IP数据报（datagram）

• 每个数据报携带源IP地址、目的IP地址
• 每个数据报携带一个传输层的段（Segment）
• 每个段携带源端口号和目的端口号

主机接受到Segment后，传输层协议提取IP地址和端口号信息，将Segment导向相应的Socket

• TCP做更多的处理

无连接的多路分用

接收端利用端口号创建Socket

UDP的Socket用二元组标识

• 目的IP地址，目的端口号

主机收到UDP段后

• 检查段中的目的端口号
• 将UDP段导向在该端口号的Socket

面向连接的多路分用

TCP的Socket用四元组标识

• 源IP地址
• 源端口号
• 目的IP地址
• 目的端口号

接收端利用所有的四个值将段导向合适的Socket

服务器可能同时支持多个TCP的Socket

• 每个Socket用自己的四元组标识

Web服务器为每个客户端开不同的Socket

无连接传输协议-UDP

UDP协议在Internet IP协议（网络层）的基础上，做了以下扩展：

• 多用复用/分用
• 简单的错误校验机制

UDP的服务模型：

• “Best effort”服务
• UDP段可能会丢失或非按序到达

UDP是用户数据报协议，是无连接的：

• UDP发送方和接收方之间不需要握手
• 每个UDP段的处理独立于其他段

UDP的优点：

• 低延迟：无需建立连接
• 实现简单：无需维护连接状态
• 头部开销少：8字节
• 易控制：UDP没有拥塞控制，应用层可更好地控制发送时间和速率

UDP的应用：

• 流媒体应用：容忍丢失、速率敏感
• DNS
• SNMP

如何在UDP上实现可靠数据传输：

• 在应用层增加可靠性机制
• 应用特定的错误恢复机制

UDP校验和（checksum）

可靠数据传输的基本原理

概述

可靠：不错、不丢、不乱

rdt(Reliable Data Transfer)：可靠数据传输

可靠数据传输协议的基本结构：接口

注意图中的单向数据传输和双向信息流动箭头

网络层的IP协议是不可靠的

利用有限状态机（FSM）刻画传输协议

rdt1.0

可靠信道上的可靠数据传输（过于理想）

底层信道完全可靠

• 不会发生错误（bit error）
• 不会丢弃分组

发送方和接收方的FSM独立

rdt2.0

只产生位错误（0和1），不产生其他错误（数据不丢失，数据按序到达）的信道。

底层信道可能翻转分组中的位（bit）

• 利用校验和检测位错误

如何从错误中恢复：

• 确认机制（Acknowledgements,ACK）：接收方显示地告知发送方分组已正确接受
• NAK：接收方显式地告知发送方分组有错误
• 发送方收到NAK后，重传分组

基于这种重传机制的rdt协议称为ARQ（Automatic Repeat request）协议

rdt2.0中引入的新机制

• 差错检测
• 接收方反馈控制消息：ACK/NAK
• 重传

rdt2.1

rdt2.0的缺陷：ACK/NAK可能发生错误/被破坏

解决办法：

1. 为ACK/NCK增加校验和，检错并纠错
2. 如果ACK/NCK被破坏，发送方重传
   • 不能简单的重传，会产生重复分组

如何解决重复分组问题：

• 序列号（Sequence number）:发送方给每个分组增加序列号
• 接收方丢弃重复分组

rdt2.2

无NAK消息协议

与rdt2.1功能相同，但是只使用ACK不使用NAK

如何实现：

• 接收方通过ACK告知发送方最后一个被正确接收的分组
• 在ACK消息中显式地加入被确认分组地序列号

发送方收到重复ACK之后，采取与收到NAK消息相同地动作

• 重传当前分组

rdt3.0

信道既可能发生错误，也可能丢失分组

如果分组在发送方到接收方过程中丢失，接收方会一直等待；如果ACK在接收方到发送方过程中丢失，发送方会一直等待

rdt2.X中的校验和+序列号+ACK+重传方法无法解决该问题

解决方法：发送方等待“合理”时间

• 如果没收到ACK，重传
• 需要定时器

性能分析：

rdt3.0是一个停等操作

滑动窗口协议

流水线机制与滑动窗口协议

流水线机制

如果允许发送方在收到ACK之前连续发送多个分组就需要：

• 更大的序列号范围
• 发送方和/或接收方需要更大的存储空间以缓存分组

滑动窗口协议

滑动窗口协议：Sliding-windows protocol

窗口：

• 允许使用的序列号范围
• 窗口尺寸为N：最多有N个等待确认的消息

滑动窗口：

• 随着协议的运行，窗口在序列号空间内向前滑动

滑动窗口协议：GBN、SR

GBN

GBN（Go-Back-N）协议

GBN中乱序到达的分组直接丢弃

SR中乱序到达的分组进行缓存

SR

SR（Selective Repeat）协议

GBN的缺陷：

重传时会重传很多分组

SR协议的改进：单个确认、不丢弃乱序分组

接受方对每个分组单独进行确认

• 设置缓存机制，缓存乱序到达的分组

发送方只重传那些没收到ACK的分组

• 为每个分组设置定时器

发送方窗口

• N个连续的序列号
• 限制已发送且未确认的分组

发送方窗口/接收方窗口

面向连接传输协议-TCP

TCP概述

TCP的特点

TCP提供的是点对点的通信机制

• 一个发送方，一个接收方

TCP提供的是可靠的、按序的字节流传输机制。

TCP使用了流水线机制，提高了可靠传输的性能

• 基于TCP拥塞控制和流量控制机制动态调整窗口尺寸

TCP在发送方和接收方都有缓存

TCP是面向连接的传输协议

• 通信双方在发送数据之前必须建立连接
• 连接状态只在连接的两端中维护，在沿途节点中并不维护状态
• TCP连接包括：两台主机上的缓存、连接状态变量、socket等

TCP是全双工的传输机制，连接的双方都要管理和维护连接，通过连接可以实现双向数据流传输

TCP的段结构

在传输层，我们研究和处理的是Segment.

源端口号、目的端口号、序列号、ACK序列号、紧急数据、ACK是否有效、立刻推送数据、连接的建立和拆除、接受窗口大小（字节大小）、校验和

TCP段中的序列号（sequence number）和ACK number不是段的编号，而是用数据的字节数来计数。

序列号（sequence number）

序列号指的是segment中第一个字节的编号，而不是segment的编号。

有1k字节的数据拆成两个segment,第二个segment的序列号不是2或1，而是500或501，是字节的编号，而不是segment的个数编号

疑问：为什么要这么做？

建立TCP连接时，双方随机选择开始的序列号。

ACK number

希望接受到的下一个字节的序列号

累计确认：该序列号之前的所有字节均已被正确接收到（GBN）

TCP介于GBN和SR之间，偏向SR

乱序到达的分组由TCP实现者决策

TCP可靠数据传输

概述

• TCP在IP层提供的不可靠服务基础上实现可靠数据传输服务
• 流水线机制
• 累计确认
• TCP使用单一重传定时器
• 触发重传的事件
  • 超时
  • 收到重复ACK
• 渐进式
  • 暂不考虑重复ACK
  • 暂不考虑流量控制
  • 暂不考虑拥塞控制

RTT和超时

Round-Trip Time：往返时间

设置定时器的超时时间

• 大于RTT

如何估计RTT

• 测量多次求平均

TCP发送方

• 从应用层收到数据
  • 创建segment，序列号是segment第一个字节的编号
  • 开启计时器，设置超时时间
  • 超时
    • 重传引起超时的segment并重启定时器
  • 收到ACK
    • 如果确认此前未确认的segment
      • 更新SendBase
      • 如果窗口中还有未被确认的分组，重启定时器

TCP流量控制

为什么要控制流量：

接收方为TCP连接分配缓存（buffer）

上层应用如果处理buffer中数据的速度较慢，可能会产生buffer溢出

流量控制（flow control）

控制发送方不会传输的太多太快以至于淹没接收方

流量控制机制原理

• 接收方通过在segment的头部字段将RevWindow告诉发送方
• 发送方限制自己已经发送的但还未收到的ACK数据不超过接收方的空闲RcvWindow尺寸

TCP连接管理

TCP是面向连接的传输协议，所以在进行数据传输之前要建立连接，数据传输完成后要关闭连接。这就需要用到连接管理。

建立连接-三次握手

三次握手即建立连接的三个阶段

• 客户端主机发送TCP SYN段给服务端主机
  • SYN标志位置为1，不发送数据，只告诉服务端需要建立连接
  • 初始化序列号
  • 段中
• 服务端主机接收到SYN段，答复SYNACK段
  • 服务端为该连接建立缓存
  • 初始化序列号
• 客户端主机收到SYNACK段，答复ACK段
  • SYN标志位不置为1，可以发送数据

关闭连接

• 客户机向服务机发送 TCP FIN 控制segment
• 服务端收到FIN，回复ACK，关闭连接，发送FIN
• 客户机收到FIN，回复ACK
  • 进入”等待“，如果收到FIN，会重新发送ACK
• 服务端收到ACK，连接关闭

拥塞控制原理

概述

定义：太多发送主机数据太多，网络无法处理

表现：

• 分组丢失（路由器缓存溢出）
• 分组延迟过大（在路由器缓存中排队）

研究对象是网络

流量控制vs拥塞控制

流量控制：控制发送方不要发送的太快，以至于接收方处理不了

拥塞控制：控制发送方不要发送的太快，以至于网络处理不了

拥塞控制的方法

• 端到端拥塞控制
  • 网络层不需要显式的提供支持
  • 端系统通过观察loss、delay等网络行为判断是否发生拥塞
  • TCP采取这种方法
• 网络辅助的拥塞控制
  • 路由器向发送方显式地反馈网络拥塞信息
  • 简单的拥塞指示（1 bit）:SNA、DECbit、TCP/IP ECN、ATM
  • 指示发送方应该采取何种速率

TCP拥塞控制

基本原理

限制发送方的发送速率
$$rate=\frac{CongWin}{RTT}$$
单位：Bytes/sec

CongestionWindow:拥塞窗口

• 动态调整以改变发送速率
• 反映所感知到的网络拥塞

如何感知网络拥塞

• Loss事件：timeout或3个重复ACK
• 发生Loss时间后，发送方降低速率

如何合理地调整发送速率

加性增——乘性减：AIMD

慢启动：SS

加性增——乘性减

**原理：**逐渐增加发送速率，谨慎探测可用带宽，直到发生loss

**方法：**AIMD

• Additive Increase：每个RTT将CongWin增大一个MSS（线性减）——拥塞避免
• Multiplicative Decrease：发生loss后将CongWin减半

慢启动

**原理：**当连接开始时，指数性增长

指数性增长：

• 每个RTT将CongWin翻倍

• 收到每个ACK进行操作

• 初始速率很慢，但是快速攀升

Threshold变量

何时将指数增长切换为线性增长（拥塞避免）

当CongWin达到Loss事件前值的1/2时

实现方法

• 变量Threshold
• Loss事件发生时，Threshold被设为Loss事件前CongWin值的1/2

Loss事件的处理

3个重复ACK

• CongWin切到一半
• 然后线性增长

Timeout事件

• CongWin直接设为1MSS
• 然后指数增长
• 达到threshold后，再线性增长

3个重复ACK表示网络还能传输一些segments

timeout事件表明拥塞更为严重

总结

• 当CongWin低于Threshold，发送方处于慢启动阶段，窗口呈指数增长
• 当CongWin高于Threshold，发送方处于拥塞避免阶段，窗口呈线性增长
• 当收到三个重复的ACK时，Threshold减为原来的一半，CongWin也减为原来的一半
• 当timeout事件发生时，Threshold减为原来的一半，CongWin减为1MSS

传输层总结

传输层服务的基本原理

• 复用/解复用
• 可靠数据传输
• 流量控制
• 拥塞控制

Internet的传输层

• UDP
• TCP