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1、第第5 5章章运输层运输层5.1运输层协议概述运输层协议概述5.1.1进程之间的通信运输层在层次体系结构中的地位运输层在层次体系结构中的地位面向信息处理面向信息处理 面向通信面向通信 用户功能用户功能 网络功能网络功能54321运输层为通信的应用进程提供逻辑通信运输层为通信的应用进程提供逻辑通信54321主机A主机B应用进程应用进程AP1AP2AP4端口端口IP协议的作用范围路由器1路由器2LAN2WANLAN1运输层协议TCP和UDP的作用范围AP3IP层AP1AP2AP3AP4“逻辑通信”运输层之间的通信似乎是沿水平方向传送数据事实上运输层之间并没有一条水平方向的物理连接运输层协议和网络层
2、协议的主要区别运输层协议和网络层协议的主要区别应用进程 应用进程 IP 协议的作用范围（提供主机主机之间的逻辑通信）TCP 和 UDP 协议的作用范围（提供进程进程之间的逻辑通信）因特网运输层和网络层的区别运输层和网络层的区别12个孩子要与另一个家庭的12个孩子相互通信进程=孩子们进程间报文=信封中的信笺主机=家庭的房子运输协议=孩子之间的通信网络层协议=家庭之间的通信为什么需要运输层为什么需要运输层 在一个网络连接上复用多对进程的通信 控制网络层及下两层自身不能解决的传输错误 解决多互连的通信子网 通信协议和提供的服务功能的差异运输层与上下层之间的关系运输层与上下层之间的关系运输实体运输实体
3、运输实体运输实体 运输协议运输协议应用层应用层网络层网络层（或网际层或网际层）主机A运输服务用户运输服务用户（应用层实体应用层实体）主机B 运输服务用户运输服务用户 （应用层实体）（应用层实体）运输层服务访问点运输层服务访问点TSAP网络层服务访问点网络层服务访问点NSAP运输层运输层层接口层接口层接口层接口5.1.2 TCP/IP体系中的运输层协议体系中的运输层协议vUDP ( User Datagram Protocol ) 用户数据报协议：提供面向无连接的服务此时逻辑通信信道是一条不可靠信道此时逻辑通信信道是一条不可靠信道 vTCP ( Transmission Control Prot
4、ocol )传输控制协议：提供面向连接的服务尽管下面的网络不可靠（尽最大努力服务）尽管下面的网络不可靠（尽最大努力服务）但逻辑通信信道相当于一条全双工的可靠信道但逻辑通信信道相当于一条全双工的可靠信道5.1.3运输层的端口运输层的端口( port ) 操作系统用进程标识符来标志运行在计算机中的进程 但因特网上不同操作系统使用不同格式的进程标识符 必须用统一方法对 TCP/IP 体系的应用进程进行标志 进程动态创建和撤销，发送方无法识别其他机器上的进程 端口号只具有本地意义，标志本计算机应用层中的各进程 通信的终点是应用进程，但可以想象通信终点是端口 在协议栈层间的抽象的协议端口是软件端口 路由
5、器或交换机上的端口是硬件端口端口用一个16bit端口号进行标志套接字套接字从上面的分析可以看出，要唯一的标识一个网络进程，除了需要主机IP地址外，还需要进程标识-端口号 。 IP + Port称为套接字。套接字和端口、IP 地址的关系是：IP 地址131.6.23.13 端口号1500 131.6.23.13, 1500套接字(socket) 三类端口三类端口熟知端口（01023）登记端口号（102449151）为没有熟知端口号的应用程序使用的使用该端口号必须在 IANA 登记，以防重复客户端口号或短暂端口号（4915265535）留给客户进程选择暂时使用通信结束后，该端口号可供其他客户进程使
6、用5.2用户数据报协议用户数据报协议UDP传送的协议数据单元是 UDP 报文或用户数据报无连接方式，发送数据之前不需要建立连接尽最大努力交付，不保证可靠交付，也不使用拥塞控制面向报文，没有拥塞控制，适合多媒体通信支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信 8 个字节首部，开销小IP首部面向报文的面向报文的UDPIP数据报的数据部分IP层UDP首部UDP用户数据报的数据部分运输层应用层报文应用层发送方 UDP 对应用程序交下来的报文在添加首部后就向下交付 IP 层一次发送一个报文一次交付一个完整的报文UDP首部格式首部格式伪首部源端口目的端口长 度检验和数 据首 部UDP长度源 IP 地址目的
7、 IP 地址017IP 数据报字节44112122222字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段首部字段由4个字段共8字节组成，每个字段都是两个字节伪首部源端口目的端口长 度检验和数 据首 部UDP长度源 IP 地址目的 IP 地址017IP 数据报字节44112122222字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报在计算检验和时临时把“伪首部”和 UDP 用户数据报连接在一起伪首部仅仅是为了计算检验和伪首部源端口目的端口长 度检验和数 据首 部UDP长度源 IP 地址目的 IP 地址017IP 数据报字节44112122222字节发送在前数
8、 据首 部UDP 用户数据报计算UDP检验和的例子10011001 00010011 153.1900001000 01101000 8.10410101011 00000011 171.300001110 00001011 14.1100000000 00010001 0 和 1700000000 00001111 1500000100 00111111 108700000000 00001101 1300000000 00001111 1500000000 00000000 0（检验和）01010100 01000101 数据01010011 01010100 数据01001001 010
9、01110 数据01000111 00000000 数据和 0（填充）10010110 11101101 求和得出的结果01101001 00010010 检验和 153.19.8.104171.3.14.1112 字节伪首部8 字节UDP 首部7 字节数据填充按二进制反码运算求和将得出的结果求反码全 0 17 15 1087 13 15 全 0数据 数据 数据 数据数据 数据 数据 全 0某UDP用户数据报的首部用十六进制表示是：F6320045001CE217。试求源端口、目的端口、用户数据报的总长度、数据部分长度。这个用户数据报是从客户发送给服务器还是服务器发送给客户？使用UDP的这个服
10、务器程序是什么？答案源端口号：63026目的端口号：69用户数据报的总长度为：28字节数据部分长度为：20字节使用UDP的这个服务器程序是：TFTPUDP基于端口分用基于端口分用IP层UDP数据报到达端口2端口3端口1UDP分用5.3传输控制协议传输控制协议TCP概述概述面向连接的运输层协议，提供可靠交付的服务传送的协议数据单元是 TCP 报文段 ( segment )每条 TCP 连接只能有两个端点 ( endpoint )每一条 TCP 连接只能是点对点的TCP 提供全双工通信面向字节流 面向字节流的面向字节流的TCP7 68H 发送 TCP 报文段发送方接收方把字节写入发送缓存从接收缓存
11、读取字节应用进程应用进程123018171615141920214513 12 11 H10 9 H加上 TCP 首部构成 TCP 报文段TCPTCP字节流字节流TCP 连接敬请关注敬请关注是一条虚连接而不是一条真正的物理连接不关心应用进程一次把多长的报文发送到TCP 缓存中根据对方给出的窗口值和当前网络拥塞程度来决定一个报文段应包含多少个字节可把太长的数据块划分短一些再传送也可等待积累有足够多的字节后再构成报文段发送出去 TCP的连接的连接TCP 把连接作为最基本的抽象每一条连接有两个端点TCP 连接的端点不是主机、应用进程，或运输层协议端口TCP 连接的端点叫做套接字 ( socket )
12、 或插口端口号拼接到 IP 地址即构成了套接字 TCP 连接 := socket1, socket2 = (IP1: port1), (IP2: port2)套接字 socket = (IP地址: 端口号)套接字套接字( socket )每一条 TCP 连接唯一地被通信两端套接字所确定例题某主机的IP地址是172.12.22.101，运行了3个应用程序：浏览器、QQ和迅雷下载，分别绑定在端口：50333、55443和59932上。如果该主机接收到4个IP数据报，每个IP数据报的目的IP:目的PORT分别是：数据报1172.12.22.101:55443数据报2172.12.22.101:599
13、32数据报3172.12.22.101:50333数据报4172.12.22.101:10000那么这些数据报会分别上交给哪个应用进程？关于TCP和UDP端口，下列说法中正确的是（）ATCP和UDP分别拥有自己的端口号，二者互不干扰，可以共存于同一台主机BTCP和UDP分别拥有自己的端口号，但二者不能共存于同一台主机CTCP和UDP的端口号没有本质区别，二者互不干扰，可以共存于同一台主机DTCP和UDP的端口号没有本质区别，但二者不能共存于同一台主机IP IP 数数 据据 部部 分分源 端 口目 的 端 口序 号确 认 号数据偏移保 留URG窗 口检 验 和紧 急 指 针选 项 （ 长 度 可
14、 变 ）填 充ACKPSHRSTSYNEIN32bitTCP首部首部20字节字节固定固定首部首部 TCP报文段报文段发送在前发送在前5.5 TCP报文段首部TCPTCP首部首部TCP TCP 数数 据据 部部 分分IPIP首首 部部TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充源端口和目的端口字段各占 2 字节端口是运输层与应用层的服务接口运输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现序号字段占 4 字节TCP 连接传送的数据流中每一个字节都编上一个序号序号字段的值指出本报文段所
15、发送的数据的第一个字节的序号 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充确认号字段占 4 字节期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充数据偏移（即首部长度）占 4 位，以 4 字节为计算单位指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远TCP首部20字节固定首部FIN位位 0
16、8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充保留字段占 6 位保留为今后使用，目前应置为 0 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充紧急 URG当 URG 1 时，表明紧急指针字段有效告诉系统此报文段中有紧急数据（高优先级数据）， 应尽快传送TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSH
17、ACKURG填充紧急指针字段 占 16 位指出在本报文段中紧急数据共有多少个字节（紧急数据放在本报文段数据的最前面）TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充确认 ACK当 ACK 1 时，确认号字段有效 当 ACK 0 时，确认号字段无效 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充推送 PSH (PuSH) 接收 TCP 收到 PSH = 1 的报
18、文段，就尽快地交付接收应用进程不再等到整个缓存都填满了后再向上交付TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充复位 RST (ReSeT) 当 RST 1 时，表明 TCP 连接中出现严重差错必须释放连接，然后再重新建立运输连接 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充同步 SYN 同步 SYN = 1 表示这是一个连接请求或连接接受报文 TCP首部
19、20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充终止 FIN (FINis)用来释放一个连接FIN 1 表明此报文段的发送端数据已发送完毕，要求释放运输连接 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充窗口字段 占 2 字节用来让对方设置发送窗口的依据，单位为字节TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口
20、序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充检验和 占 2 字节:检验的范围包括首部和数据这两部分在计算检验和时，要在 TCP 报文段的前面加上 12 字节的伪首部与UDP一样，只不过17修改为6，长度为TCP长度TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充选项字段 长度可变最初只规定了一种选项，最大报文段长度 MSS ( Maximum Segment Size )MSS 告诉对方 TCP：“我的缓存能接收报文段数据字段最大长度是 MSS 个字节。” TC
21、P首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充其他选项窗口扩大选项 占 3 字节，其中有一个字节表示移位值 S。新的窗口值等于TCP 首部中的窗口位数增大到(16 + S)，相当于把窗口值向左移动 S 位后获得实际的窗口大小。时间戳选项占10 字节，其中最主要的字段时间戳值字段（4 字节）和时间戳回送回答字段（4 字节），用于计算RTT和防止序号绕回。选择确认选项填充字段为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍 TCP首部20字节固定首部FIN位位 0 8 16 24 31目的端口
22、数据偏移检验和选项（长度可变）源端口序号紧急指针窗口确认号保留SYNRSTPSHACKURG填充5.4 可靠传输的工作原理5.4.1停止等待协议可靠传输之停止等待协议(a)无差错情况A发送M1确认M1B发送M2发送M3确认M2确认M3tt理想的传输条件：1.传输信道不产生差错2.不管发送方以多快的速度发送数据，接收方总是来得及处理收到的数据可靠传输之停止等待协议A发送M1B超时重传M1发送M2确认M1丢弃有差错的报文(b)超时重传tt如果发送方分组后，一直未收到确认，出现“死锁”可靠传输之停止等待协议A发送M1B超时重传M1发送M2确认M1丢弃有差错的报文(b)超时重传tt发送完一个分组后，必
23、须暂时保留已发送的分组副本分组和确认分组都必须进行编号超时计时器的重传时间应略长于分组传输平均往返时间可靠传输之停止等待协议(c)确认丢失A发送M1B发送M2丢弃重复M1重传M1确认tt确认M1超时重传M1可靠传输之停止等待协议丢弃重复M1重传M1确认(d)确认迟到超时重传M1A发送M1B发送M2确认M1收下迟到确认但什么也不做tt停止等待协议的实现使用确认和重传机制，可以在不可靠的传输网络上实现可靠通信该可靠传输协议称为自动重传请求ARQ ( Automatic Repeat reQuest )ARQ 表明重传的请求是自动进行的接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组 停止等待协议的信道利用
24、率优点：简单缺点：信道利用率太低TDRTTATD+RTT+TAB分组确认tt分组确认5.4.2 流水线传输 发送方可连续发送多个分组不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认信道上不间断地传送数据，可获得很高的信道利用率B分组ttAACK发送窗口可靠传输之连续 ARQ 协议123456789101112(a) 发送方维持发送窗口（发送窗口是 5）发送窗口(b) 收到一个确认后发送窗口向前滑动向前123456789101112可靠传输之连续 ARQ 协议接收方一般采用累积确认的方式并不逐个确认，只对按序到达的最后一个分组发送确认优点：容易实现，即使确认丢失也不必重传缺点：不能向发送方反映接收方已
25、正确收到所有分组的信息Go-back-N：需要再退回来重传已发送过的 N 个分组当通信线路质量不好时，连续 ARQ 协议会带来负面影响5.6 连续 ARQ 协议的实现TCP 连接的每一端都设有窗口一个发送窗口和一个接收窗口TCP 的可靠传输机制用字节序号进行控制TCP 所有的确认都是基于序号而不是基于报文段TCP 两端的四个窗口经常处于动态变化之中TCP连接的往返时间 RTT 也不是固定不变的，需要特定算法估算 TCP 以字节为单位的滑动窗口前移不允许发送已发送并收到确认A的发送窗口=20允许发送的序号26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 4
26、1 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56B期望收到的序号前沿后沿前移收缩根据B给出的窗口值A构造出自己的发送窗口允许发送但尚未发送P1P2P3不允许接收已发送确认并交付主机B的接收窗口允许接收26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56未按序收到A 发送了 11 个字节的数据 P3 P1 = A 的发送窗口（又称为通知窗口）P2 P1 = 已发送但尚未收到确认的字节数P3 P2 = 允许发送但尚未发送的字
27、节数（又称为可用窗口） 不允许发送已发送并收到确认A的发送窗口=20已发送但未收到确认26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56允许发送但尚未发送A的发送窗口向前滑动26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55已发送并收到确认不允许发送已发送但未收到确认56P1P2P3允许接收B的接收窗口向前滑动26 27 28 29 3
28、0 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55已发送确认并交付主机不允许接收56未按序收到A 收到新的确认号，发送窗口向前滑动 先存下，等待缺少的数据的到达不允许发送已发送并收到确认A 的发送窗口已满，有效窗口为零26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55已发送但未收到确认56P1P2P3A 的发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认，必须停止发送 发
29、送缓存与接收缓存的作用发送缓存用来暂时存放：发送应用程序传送给发送方TCP准备发送的数据；TCP已发送出但尚未收到确认的数据。接收缓存用来暂时存放：按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据； 不按序到达的数据。发送缓存最后被确认的字节发送应用程序发送缓存最后发送的字节发送窗口已发送已发送已发送TCP序号增大接收缓存接收应用程序已收到已收到接收窗口TCP接收缓存下一个读取的字节序号增大下一个期望收到的字节（确认号）按序达到的，未被取走的未按序达到的，需要暂存的TCP的差错控制差错控制包括：检测传输出错报文，丢失报文，乱序报文，重复报文。TCP的差错检测手段：检验和，确认，超时重传v传输出错报文
30、：检验和不等于0，丢弃；不确认v丢失报文：超时重传v乱序报文：接收方先保存，收齐后再发确认v重复报文：丢弃TCP捎带确认捎带确认：在发送数据报文中捎带确认信息。TCP建立连接后，收发双方实行全双工通信，通信双方不需要专门发送确认报文，可以在传送数据的同时，以“捎带确认”方法完成确认过程。但是大多数应用程序不同时在两个方向上发送数据。TCP累积确认接收方收到第接收方收到第1、2个报文后，发送确认报文，确认号为个报文后，发送确认报文，确认号为1601，但这个确认报文在传输过程中丢失，但这个确认报文在传输过程中丢失，如果确认号为如果确认号为1801的确认报文在第一个报文确认超时之前到达的确认报文在第
31、一个报文确认超时之前到达发送方，则发送方可以认为发送方，则发送方可以认为1801之前的所有字节均被正确接收，之前的所有字节均被正确接收，而忽略之前的确认丢失。而忽略之前的确认丢失。RFC 2018 的规定由于首部选项的长度最多只有40字节，而指明一个边界就要用掉4字节，因此在选项中最多只能指明4个字节块的边界信息。因为4个字节块共有8个边界，1个边界4字节，8个边界32字节，另外一个字节用来指明SACK选项，另一个字节指明这个选项要占多少字节。如果5个字节块呢，至少需要42字节，超过了40字节的限制了。TCP 的数据编号与确认TCP将所要传送的报文看成是字节组成的数据流，并使每一个字节对应于一
32、个序号。在连接建立时，双方要商定初始序号。TCP每次发送的报文段的首部中的序号字段数值表示该报文段中的数据部分的第一个字节的序号。TCP 的数据编号与确认TCP的确认是对接收到的数据的最高序号表示确认。接收端返回的确认号是已收到的数据的最高序号加1。确认号表示接收端期望下次收到的数据中的第一个数据字节的序号。TCP采用捎带确认的方式，捎带确认技术指的是在反方向的通信中捎带下一个期望接收的报文段的序号以减少通信量。TCP 的数据编号与确认若收到的报文段无差错，只是未按序号，那么应如何处理？将不按序的报文段丢弃，接收方简单处理，但容易造成网络拥塞，因此，TCP通常先将其暂存于接收缓存内，待所缺序号
33、的报文段收齐后再一起上交应用层。设TCP连接两端分别记为A和B若A发出一序号字段为101，数据部分长度为200字节的报文段，该报文段正确到达B，则B发出的报文段中确认号字段值为多少？若B发出的报文段中窗口字段值为500，那么在收到确认报文前A最多可发送多少字节数据？A发出的下一个报文段中序号字段值为多少？举例在基于TCP/IP的互联网中，IP协议提供主机之间的（）分组传输服务。TCP协议提供端口之间的（）报文传输服务。为了实现可靠、高效的传输服务，TCP协议采用超时重传、捎带确认技术。其中捎带确认技术指的是在反方向的通信中捎带（）的序号以减少通信量。1A可靠的面向连接的B不可靠的面向连接的C可
34、靠的无连接的D不可靠的无连接的2A可靠的面向连接的B不可靠的面向连接的C可靠的无连接的D不可靠的无连接的3A上一个已接收的报文段B下一个期望接收的报文段C正在发送的报文段D下一个将要发送的报文段5.9 TCP 的运输连接管理运输连接有三个阶段：连接建立、数据传送和连接释放运输连接的管理就是使运输连接的建立和释放都能正常地进行连接建立过程中要解决以下三个问题：v使每一方能够确知对方的存在v允许双方协商一些参数（如最大报文段长度，最大窗口大小等）v对运输实体资源（如缓存大小，连接表中的项目等）进行分配用三次握手建立 TCP 连接SYN = 1, seq = xCLOSEDCLOSED主动打开被动打
35、开AB客户服务器A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段其首部中的同步位 SYN = 1，并选择序号 seq = xSYN-SENTLISTEN三次握手建立 TCP 连接 SYN = 1, ACK = 1, seq = y, ack= x 1SYN = 1, seq = xCLOSEDCLOSED主动打开被动打开AB客户服务器SYN-SENTLISTENSYN-RCVD B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则发回确认 B 在确认报文段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1， 其确认号ack = x 1，自己选择的序号 seq = y。ACK = 1, seq = x + 1,
36、ack = y 1数据传送三次握手建立 TCP 连接 SYN = 1, ACK = 1, seq = y, ack= x 1SYN = 1, seq = xCLOSEDCLOSED主动打开被动打开AB客户服务器SYN-SENTSYN-RCVDLISTENESTAB-LISHEDESTAB-LISHED三次握手第一次：主机A的TCP向主机B的TCP发出连接请求报文，其首部中的比特同步SYN置为1，同时选择一个序号x,该序号称为初始序号ISN(InitialSequenceNumber)。第二次：主机B的TCP收到连接请求报文后，如同意，则发回确认。在确认报文中将SYN置为1，确认序号为x+1，同
37、时也为自己选择一个序号y。第三次：主机A的TCP收到此报文段后，还要向B给出确认，其确认序号为y+1。然后客户机A就可以通知上层应用进程，连接已经建立。当B收到A的确认后也通知上层应用进程，连接已经建立。“三次握手”是由连接双方的TCP完成的，应用程序只要一个简单的connect调用即可。比如执行telnet命令，当出现login时连接已建立，建立的过程TCP协议实体在后台进行。问题为什么要发送第三个报文？x，y的值有没有关系？已失效的连接请求报文段A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，但由于在某个网络结点滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达B。B以为是A发来的新的连接请求呢，于是
38、向A发送确认报文段，同意建立连接。如果不采用三次握手，那么A、B间的连接就建立了。序号间的关系如果请求建立连接报文段的序号为x,则确认报文段的确认号为x+1。建立连接时发送的报文段不包含数据部分，但要消耗掉一个序号。TCP规定，ACK报文如果不携带数据则不消耗序号，所以下一个报文段的序号仍可以是x+1。例子TCP使用初始序号1200打开一个连接，另一端使用初始序号4800打开一个连接，试画出建立连接的过程，需要标出SYN、SEQ、ACK等字段。TCP使用3次握手协议来建立连接，假设甲乙双方发送报文段的初始序号分别为X和Y，甲方发送（）报文段给乙方，乙方接收报文段后发送（）的报文段给甲方，然后甲
39、方发送一个确认报文段给乙方，这样就在甲乙双方之间建立了一条TCP连接。1.ASYN=1,seq=XBSYN=1,seq=X+1,ack=XCSYN=1,seq=YDSYN=1,seq=X+1,ack=Y2.ASYN=1,seq=X+1BSYN=1,seq=X+1,ack=XCSYN=1,seq=YDSYN=1,seq=Y,ack=X+1,ACK=1例子TCP 的连接释放FIN = 1, seq = uESTAB-LISHEDESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送 数据传输结束后，通信的双方都可释放连接 现在 A 的应用进程先向其 TCP 发出连接释放报文段停止发送数据，主动关闭
40、 TCP连接 A 把连接释放报文段首部 FIN = 1，序号seq = u，等待 B 的确认FIN-WAIT-1FIN = 1, seq = uESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送ESTAB-LISHEDFIN-WAIT-1ACK = 1, seq = v, ack= u 1通知应用进程TCP 的连接释放（四次握手） B 发出确认，确认号 ack = u 1，此报文段序号 seq = v TCP 服务器进程通知高层应用进程 从 A 到 B 这个方向的连接就释放了，TCP 连接 处于半关闭状态。B 若发送数据，A 仍要接收CLOSE-WAITFIN = 1, ACK = 1,
41、seq = w, ack= u 1数据传送TCP 的连接释放ACK = 1, seq = v, ack= u 1通知应用进程FIN = 1, seq = uESTAB-LISHEDESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送FIN-WAIT-1CLOSE-WAITFIN-WAIT-2LAST-ACK若 B 已经没有要向 A 发送的数据其应用进程就通知 TCP 释放连接被动关闭TCP 的连接释放ACK = 1, seq = u + 1, ack = w 1数据传送FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u 1被动关闭ACK = 1, seq = v, ack=
42、u 1通知应用进程FIN = 1, seq = uESTAB-LISHEDESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送FIN-WAIT-1FIN-WAIT-2CLOSE-WAITLAST-ACKA 收到连接释放报文段后，必须发出确认TIME-WAITCLOSEDCLOSED前两次握手第一个半关闭当主机A没有数据向B发送时，主机A向主机B发送一个终止连接的TCP报文，将报文首部的终止比特FIN置1，其序号x等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。主机B的TCP收到释放连接的通知后，即发出确认，序号为y，其序号x等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。同时通知高层的应用进
43、程。这样，从A到B的连接就释放了，连接处于半关闭状态。这种状态相当于主机A对主机B说：“我已经没有数据要发送了。但你如果还发送数据，我仍接收”。后两次握手完全关闭在主机B向主机A的数据发送结束后，其应用进程就通知TCP释放连接。主机B发出的连接释放报文段必须将终止比特FIN置1，并使序号y等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1，还必须重复上次已发送过的ACK=x+1。主机A必须对此发出确认，给出ACK=y+1。这样才将从B到A的反方向连接释放掉。主机A的TCP再向其应用进程报告，整个连接已全部释放。连接释放过程和连接建立过程的三次握手本质上是一致的。A 必须等待 2MSL 的时间第一，
44、为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。第二，防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过时间2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段，都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。例子一条TCP连接的建立过程包括（）个步骤A2B3C4D5一条TCP连接的释放过程包括（）个步骤A2B3C4D55-41用TCP传送512字节的数据。设窗口为100字节，而TCP报文段每次也是传送100字节的数据。再设发送方和接收方的起始序号分别为100和200，试画出从连接建立到连接释放的工作示意图。报文段号报文段号说明
45、说明1A连接建立请求，seqA1=1002B确认A1#建立连接请求，seqB2=200，确认号ack2为seqA1+1=1013A确认B2#连接,由于1#报文段消耗了1个序号，seqA3=seqA1+1=101，确认号ack3为seqB2+1=201报文段号报文段号说明说明4A发送100字节数据，还确认B2#数据报，A3#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqA4=seqA3=101，确认号ack4为seqB2+1=2015B确认A4#数据报，由于收到了100到200共100字节数据，所以B发送的期望收到下一字节序号为201，ack5=201，由于2#报文消耗了1个序号，所以seqB5
46、=seqB2+1=2016A发送100字节数据，还确认B5#数据报，seqA6=seqA4+100=201，确认号ack6为seqB5+1=2027B确认A6#数据报，由于收到了200到300共100字节数据，所以B发送的期望收到下一字节序号为301，ack7=301，由于5#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB7=seqB5=2018A发送100字节数据，还确认B7#数据报，seqA8=seqA6+100=301，确认号ack8为seqB7+1=2029B确认A6#数据报，由于收到了300到400共100字节数据，所以B发送的期望收到下一字节序号为401，ack9=401，由于7
47、#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB9=seqB7=201报文段号报文段号说明说明10A发送100字节数据，还确认B9#数据报，seqA10=seqA8+100=401，确认号ack10为seqB9+1=20211B确认A10#数据报，由于收到了400到500共100字节数据，所以B发送的期望收到下一字节序号为501，ack11=501，由于9#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB11=seqB9=20112A发送100字节数据，还确认B11#数据报，seqA12=seqA10+100=501，确认号ack12为seqB11+1=20213B确认A12#数据报，由于收
48、到了500到600共100字节数据，所以B发送的期望收到下一字节序号为601，ack13=601，由于11#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB13=seqB11=20114A发送100字节数据，还确认B13#数据报，seqA14=seqA12+100=601，确认号ack14为seqB13+1=20215B确认A14#数据报，由于收到了600到612共12字节数据，所以B发送的期望收到下一字节序号为613，ack15=613，由于13#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB15=seqB13=201报文段号报文段号说明说明16A发送结束连接数据报，捎带确认B15#，由于
49、14#已经用了12个序号，seqA16=seqA14+12+1=613，确认号ack16为seqB15+1=20217B确认A16#释放连接，确认号ack17为seqA16+1=614，由于15#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB17=seqB15=20118B发送结束连接数据报，捎带确认A16#，确认号ack18为seqA16+1=614，由于17#为确认数据报，没有数据，所以不消耗序号,seqB18=seqB17=20119A确认B18#释放连接，确认号ack19为seqB18+1=202，由于16#释放连接数据报消耗1个序号,seqA19=seqA16+1=6145.7 T
50、CP的流量控制流量控制流量控制(flowcontrol)就是让发送方的发送速率不要太快，既要让接收方来得及接收，也不要使网络发生拥塞。利用滑动窗口实现流量控制。流量控制5.7.1 TCP 利用滑动窗口实现流量控制seq = 1, DATAseq = 201, DATAseq = 401, DATAseq = 301, DATAseq = 101, DATAseq = 501, DATAACK = 1, ack = 201, rwnd = 300ACK = 1, ack = 601, rwnd = 0ACK = 1, ack = 501, rwnd = 100AB允许 A 发送序号 201 至
51、500 共 300 字节A 发送了序号 101 至 200，还能发送 200 字节A 发送了序号 301 至 400，还能再发送 100 字节新数据A 发送了序号 1 至 100，还能发送 300 字节A 发送了序号 401 至 500，不能再发送新数据了A 超时重传旧的数据，但不能发送新的数据允许 A 发送序号 501 至 600 共 100 字节A 发送了序号 501 至 600，不能再发送了不允许 A 再发送（到序号 600 为止的数据都收到了）seq = 201, DATA丢失！A 向 B 发送数据，报文数据长100字节，连接建立时B 告诉 A：“我的接收窗口 rwnd = 400字节
52、”,这个窗口成为“通知窗口”死锁vB有空闲缓存了有空闲缓存了vB 告诉告诉 A：“我的接收窗口我的接收窗口 rwnd = 400（字节）（字节）”。v但但A一直没有收到。一直没有收到。v因此因此B在等待在等待A发送数据，发送数据，A在等待在等待B修改窗口大小。修改窗口大小。v这样就形成互相等待的死锁局面。这样就形成互相等待的死锁局面。持续计时器(persistence timer)TCP为每一个连接设有一个持续计时器持续计时器。只要TCP连接的一方收到对方的零窗口零窗口通知，就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗零窗口探测报文段口探测报文段（仅携带1字节的数据），而对方就
53、在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。若窗口仍然是零，则收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。若窗口不是零，则死锁的僵局就可以打破了。特殊情况一个交互式用户使用远程终端维护网络，设用户只发生一个字符。TCP接收方缓存已满，而交互式应用进程一次只取1字节数据，然后向发送方确认，并设置窗口为1字节。5.7.2 必须考虑传输效率可以用不同的机制来控制TCP报文段的发送时机:第一种机制是TCP维持一个变量，它等于最大报文等于最大报文段长度段长度MSS。只要缓存中存放的数据达到MSS字节时，就组装成一个TCP报文段发送出去。第二种机制是发送方的一个计时器期限计时器期限到了，这时就把当前已有的缓存
54、数据装入报文段（但长度不能超过MSS）发送出去。第三种机制是由发送方的应用进程指明要求发送报文段，即TCP支持的推送推送(push)操作。5.8 TCP的拥塞控制TCP的拥塞(congestion)l在某段时间，若对网络中某资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏，于是产生拥塞拥塞。l出现资源拥塞的条件： 对资源需求的总和对资源需求的总和 可用资源可用资源 l网络拥塞的原因：v网络资源不足：如结点缓存太小/处理机处理速度v路由器的路由选择问题v恶意破坏者(如网络病毒)l若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降拥塞控制所
55、起的作用 提供的负载吞吐量理想的拥塞控制实际的拥塞控制无拥塞控制拥塞轻度拥塞0死锁（吞吐量=0）5.8.1 拥塞控制的一般原理拥塞控制的一般原理：防止过多的数据注入到网防止过多的数据注入到网络中络中。拥塞控制的前提：网络能够承受现有的网络负荷网络能够承受现有的网络负荷拥塞控制是一个全局性全局性的过程，涉及到所有主机、所有路由器以及与降低网络传输性能有关的所有因素。开环控制和闭环控制 开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。将拥塞发生的信息传送
56、到可采取行动的地方。调整网络系统的运行以解决出现的问题。TCP的拥塞控制方法每个TCP发送方根据所感知到的网络拥塞程度，来限制其能向网络发送流量的速率。三个问题：（1）发送方如何限制其发送速率？（2）发送方如何感知网络存在拥塞？（3）发送方如何改变发送速率？发送方如何限制其发送速率？TCP拥塞控制机制让TCP连接维护一个变量，即拥塞窗口拥塞窗口。拥塞窗口拥塞窗口cwnd：它对发送方能向网络发送流量的速率进行了限制。发送方的发送窗口发送窗口=Min通知窗口，拥塞窗口通知窗口，拥塞窗口【说明】：通知窗口通知窗口是接收方根据自己的接收能力确定的窗口值。发送方如何感知网络存在拥塞？当网络出现拥塞时，路
57、径上的一台或多台路由器的缓存会溢出，导致数据报丢失。数据报丢失，会引起发送方的重传计时器超时，或者，重传计时器未超时但收到3个重复确认报文。发送方如何改变发送速率？TCP发送方在感知到网络存在拥塞时，会调节其发送速率，采用的拥塞控制算法有：v慢开始和拥塞避免算法v快重传和快恢复算法5.8.2 几种拥塞控制方法慢开始和拥塞避免快重传和快恢复传输轮次(transmission round)“传输轮次传输轮次”：把拥塞窗口cwnd所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间RTT。例如，拥塞窗口cwnd=4，这时的往返时间RTT就是
58、发送方连续发送4个报文段，并收到这4个报文段的确认，总共经历的时间。 慢开始和拥塞避免的原则发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有没有出现拥塞拥塞，拥塞窗口就再增大拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞出现拥塞，拥塞窗口就减小拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。慢开始算法在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞窗口cwnd=1，即设置为一个最大报文段MSS的数值。在每每收收到到一一个个对对新新的的报报文文段段的的确确认认后，将拥塞窗口加加1，即增加一个MSS的数值。用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。发送方接
59、收方发送M1确认M1发送M2M3确认M2M3发送M4M7确认M4M7cwnd=1cwnd=2cwnd=4发送M8M15cwnd=8tt发送方每每收到一个一个对新报文段的确认确认（重传的不算在内）就使cwnd加加1。轮次1轮次2轮次3慢开始慢开始每经过一个每经过一个传输轮次，拥塞窗口传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就就加倍加倍拥塞避免算法拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口cwnd缓慢地增大缓慢地增大，即每每经过一个一个传输轮次传输轮次就把发送方的拥塞窗口cwnd加加1，使拥塞窗口cwnd按线性规律缓慢增长。发送方接收方发送M1确认M1发送M2M3确认M2M3发送M4M6确认M4M6cwnd=1cwnd
60、=2cwnd=3发送M7M10cwnd=4tt轮次1轮次2轮次3拥塞避免拥塞避免每经过一个每经过一个传输轮次，拥塞窗口传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就就加加1。设置慢开始门限状态变量ssthresh慢开始门限ssthresh的用法如下：当cwndssthresh时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。当cwnd=ssthresh时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。当网络出现拥塞时无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞，就要把慢开始门限慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能（但不能小于小于2）
61、。）。然后把拥塞窗口cwnd重新设置为1，执行慢开始算法。这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压积压的分组处理完毕。2216慢开始和拥塞避免算法的实现举例当TCP连接进行初始化时，将拥塞窗口置为1。图中的窗口单位不使用字节而使用报文段。慢开始门限的初始值设置为16个报文段,即ssthresh=16“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例发送端的发送窗口不能超过拥
62、塞窗口cwnd和接收端窗口rwnd中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例在执行慢开始算法时，拥塞窗口cwnd的初始值为1，发送第一个报文段M0。 2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始拥塞避免“加法增大
63、”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例 发送端每收到一个确认，就把cwnd加1。于是发送端可以接着发送M1和M2两个报文段。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例 接收端共发回两个确认。发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的cwnd加1。现在cwnd从2增大到4，并可接着发送后面的4个报文段。2216“乘法减小”2468101214161820004812
64、2024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例 发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的拥塞窗口加1，因此拥塞窗口cwnd随着传输轮次按指数规律增长。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例当拥塞窗口cwnd增长到慢开始门限值ssthresh时
65、（即当cwnd=16时），就改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例第5传输轮次cwnd加1，拥塞窗口为17。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避
66、免算法的实现举例执行拥塞避免算法，每一传输轮次cwnd加1。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例执行拥塞避免算法，每一传输轮次cwnd加1。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例执行拥塞避免算法，每一传输轮次cwnd加
67、1。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例执行拥塞避免算法，每一传输轮次cwnd加1。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例执行拥塞避免算法，每一传输轮次cwnd加1。2216“乘法减小”2468101214161820
68、0048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢开始和拥塞避免算法的实现举例执行拥塞避免算法，每一传输轮次cwnd加1。2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加
69、法增大”慢开始和拥塞避免算法的实现举例假定拥塞窗口的数值增长到24时，网络出现超时，表明网络拥塞了。传输轮次2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”慢开始和拥塞避免算法的实现举例更新后的ssthresh值变为12（即发送窗口数值24的一半），拥塞窗口再重新设置为1，并执行慢开始算法。传输轮次2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长sst
70、hresh的初始值慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”慢开始和拥塞避免算法的实现举例当cwnd=12时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个MSS的大小。传输轮次乘法减小(multiplicative decrease)“乘法减小“是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现一次超时（即出现一次网络拥塞），就把慢开始门限值ssthresh设置为当前的拥塞窗口值乘以0.5。当网络频繁出现拥塞时，ssthresh值就下降得很快，以大大减少注入到网络中的分组数。加法增大(additive increase)“加法增大”是指执行拥塞避免算法
71、后，在收到对所有报文段的确认后（即经过一个往返时间），就把拥塞窗口cwnd增加一个MSS大小，使拥塞窗口缓慢增大，以防止网络过早出现拥塞。必须强调指出v“拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。v“拥塞避免”是说在拥塞避免阶段把拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。设TCP的ssthresh的初始值为8(单位为报文段)，当拥塞窗口上升到12时网络发生了超时，TCP使用慢开始和拥塞避免，试分别求出第1轮次到第10轮次传输的各拥塞窗口大小。说明拥塞窗口每一次变化的原因。例子轮次轮次拥塞窗口拥塞窗口原因原因01TCP使用慢开始算法12拥塞窗
72、口加倍24拥塞窗口加倍38拥塞窗口加倍，ssthread的初始值49TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加1510TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加1611TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加1712TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加181网络发生超时，新的ssthread=692拥塞窗口加倍104拥塞窗口加倍116新的ssthread值127TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加1138TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加1149TCP使用避免拥塞算法，拥塞窗口加12. 快重传和快恢复v快快重重传传算算法法首先要求接收方每收到一个失失序序的报文段后就立即发出重复确认。这样做可以让发送方及早知道有报文段没
73、有到达接收方。v发送方只要一连收到三三个个重重复复确确认认就应当立即重传对方尚未收到的报文段。v不难看出，快重传并非取消重传计时器，而是在某些情况下可更早地重传丢失的报文段。快重传举例快重传举例发送方接收方发送M1确认M1t确认M2发送M2发送M3发送M4？发送M5发送M6重复确认M2立即重传M3重复确认M2重复确认M2t发送M7收到三个连续的对M2的重复确认立即重传M3丢失快恢复算法v条件：当发送端收到连续3个重复ACK时，则执行以下三步：（1）把慢开始门限ssthresh设置为当前发送窗口数值的一半一半。（2）把拥塞窗口cwnd设置为新的新的ssthresh的数值。（3）执行拥塞避免算法拥
74、塞避免算法。24从连续收到三个重复的确认转入拥塞避免 2468101214161820220048121620传输轮次拥塞窗口cwnd收到3个重复的确认执行快重传算法慢开始“乘法减小”拥塞避免“加法增大”ssthresh的初始值拥塞避免“加法增大”新的ssthresh值快恢复2216“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢开始慢开始慢开始慢开始拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次2424681012 14161820220048121620传输轮次拥塞窗口cwnd收到3个重复
75、的确认执行快重传算法慢开始“乘法减小”拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”新的ssthresh值快恢复快恢复课件制作人：谢希仁流量控制与拥塞控制的区别 流量控制 拥塞控制抑制发送端发送数据的速率防止过多的数据注入到网络中端到端的问题全局性过程发送端接收端所有主机、路由器、有关网络传输性能的所有因素小结TCP流量控制：根据接收方窗口值确定发送方发送数据窗口。TCP拥塞控制：慢开始和拥塞避免快重传和快恢复本章总结运输层协议：UDPTCPUDP首部格式首部格式伪首部源端口目的端口长 度检验和数 据首 部UDP长度源 IP 地址目的 IP 地址017IP 数据报字节44112122222字节发送在
76、前数 据首 部UDP 用户数据报IP IP 数数 据据 部部 分分源源 端端 口口目目 的的 端端 口口序序 号号确确 认认 号号数据数据偏移偏移保保 留留U UR RG G窗窗 口口检检 验验 和和紧紧 急急 指指 针针选选 项项 （ 长长 度度 可可 变变 ）填填 充充A AC CK KP PS SH HR RS ST TS SY YN NE EI IN N32bit TCP 首部首部20字节字节固定固定首部首部 TCPTCP报文段报文段发送在前发送在前TCP报文段首部报文段首部TCPTCP首部首部TCP TCP 数数 据据 部部 分分IPIP首首 部部1100101200 201300
77、301400 401500 501600 601700 701800 8019001100101200 201300 301400 401500 501600 601700 701800 8019001100101200201300301400 401500 501600 601700 701800 801900发送窗口发送窗口可发送可发送不可发送不可发送已发送并已发送并被确认被确认已发送但已发送但未被确认未被确认还可继续发送还可继续发送 不可发送不可发送已发送并被确认已发送并被确认还可以继续发送还可以继续发送不不可可发发送送 TCP TCP中的窗口概念中的窗口概念收到确认即可前移收到确认即可
78、前移WIN=500WIN=500WIN=400WIN=400WIN=WIN=3 30000累积确认累积确认v使用使用TCPTCP滑动窗口协议时，接收方不必确认每一个收到的滑动窗口协议时，接收方不必确认每一个收到的分组。在分组。在TCPTCP中，中，ACKACK是积累的是积累的它们表示接收方已经正它们表示接收方已经正确收到了一直到确认序号减确收到了一直到确认序号减1的所有字节。的所有字节。v确认号：期望收到的下一个字节序号确认号：期望收到的下一个字节序号利用滑动窗口实现流量控制seq = 1, DATAseq = 201, DATAseq = 401, DATAseq = 301, DATAse
79、q = 101, DATAseq = 501, DATAACK = 1, ack = 201, rwnd = 300ACK = 1, ack = 601, rwnd = 0ACK = 1, ack = 501, rwnd = 100AB允许 A 发送序号 201 至 500 共 300 字节A 发送了序号 101 至 200，还能发送 200 字节A 发送了序号 301 至 400，还能再发送 100 字节新数据A 发送了序号 1 至 100，还能发送 300 字节A 发送了序号 401 至 500，不能再发送新数据了A 超时重传旧的数据，但不能发送新的数据允许 A 发送序号 501 至 60
80、0 共 100 字节A 发送了序号 501 至 600，不能再发送了不允许 A 再发送（到序号 600 为止的数据都收到了）seq = 201, DATA丢失！A 向 B 发送数据，报文数据长100字节，连接建立时B 告诉 A：“我的接收窗口 rwnd = 400字节”,这个窗口成为“通知窗口”拥塞控制四种算法拥塞控制四种算法慢启动慢启动slow-start（起点慢、增长快）（起点慢、增长快）拥塞避免拥塞避免congestionavoidance（中途慢）（中途慢）发发生生拥拥塞塞时时重重复复以以下下过过程程：设设置置新新的的慢慢启启动动门门限限窗窗口口为为发发生生拥拥塞塞时时的的拥拥塞塞窗窗
81、口口大大小小的的一一半半,并并将将拥拥塞塞窗窗口口设设为为1。从从1到到慢慢启启动动门门限限窗窗口口部部分分使使用用慢慢启启动动算算法法。从从慢慢启启动动门门限限窗窗口口开开始始使使用用拥拥塞塞避避免免算法，直到再次发生网络拥塞。算法，直到再次发生网络拥塞。快重传快重传fastretransmit（重传报文快）（重传报文快）快恢复快恢复fastrecovery（快速恢复正常状态）（快速恢复正常状态）拥塞控制举例24拥塞控制举例 2468101214161820220048121620传输轮次拥塞窗口cwnd收到3个重复的确认执行快重传算法慢开始“乘法减小”拥塞避免“加法增大”ssthresh的
82、初始值拥塞避免“加法增大”新的ssthresh值快恢复用三次握手建立 TCP 连接SYN = 1, seq = xCLOSEDCLOSED主动打开被动打开AB客户服务器A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段其首部中的同步位 SYN = 1，并选择序号 seq = xSYN-SENTLISTEN三次握手建立 TCP 连接 SYN = 1, ACK = 1, seq = y, ack= x 1SYN = 1, seq = xCLOSEDCLOSED主动打开被动打开AB客户服务器SYN-SENTLISTENSYN-RCVD B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则发回确认 B 在确认报文
83、段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1， 其确认号ack = x 1，自己选择的序号 seq = y。ACK = 1, seq = x + 1, ack = y 1数据传送三次握手建立 TCP 连接 SYN = 1, ACK = 1, seq = y, ack= x 1SYN = 1, seq = xCLOSEDCLOSED主动打开被动打开AB客户服务器SYN-SENTSYN-RCVDLISTENESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDTCP 的连接释放FIN = 1, seq = uESTAB-LISHEDESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送 数据传输结束后，
84、通信的双方都可释放连接 现在 A 的应用进程先向其 TCP 发出连接释放报文段停止发送数据，主动关闭 TCP连接 A 把连接释放报文段首部 FIN = 1，序号seq = u，等待 B 的确认FIN-WAIT-1FIN = 1, seq = uESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送ESTAB-LISHEDFIN-WAIT-1ACK = 1, seq = v, ack= u 1通知应用进程TCP 的连接释放（四次握手） B 发出确认，确认号 ack = u 1，此报文段序号 seq = v TCP 服务器进程通知高层应用进程 从 A 到 B 这个方向的连接就释放了，TCP 连接
85、处于半关闭状态。B 若发送数据，A 仍要接收CLOSE-WAITFIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u 1数据传送TCP 的连接释放ACK = 1, seq = v, ack= u 1通知应用进程FIN = 1, seq = uESTAB-LISHEDESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送FIN-WAIT-1CLOSE-WAITFIN-WAIT-2LAST-ACK若 B 已经没有要向 A 发送的数据其应用进程就通知 TCP 释放连接被动关闭TCP 的连接释放ACK = 1, seq = u + 1, ack = w 1数据传送FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u 1被动关闭ACK = 1, seq = v, ack= u 1通知应用进程FIN = 1, seq = uESTAB-LISHEDESTAB-LISHED主动关闭AB客户服务器数据传送FIN-WAIT-1FIN-WAIT-2CLOSE-WAITLAST-ACKA 收到连接释放报文段后，必须发出确认TIME-WAITCLOSEDCLOSED
