大纲要求

1. 传输层的功能

2. 传输层寻址与端口

3. 无连接服务与面向连接服务

1. UDP 数据报

2. UDP 校验

1. TCP 报文段

2. TCP 连接管理

3. TCP 可靠传输

4. TCP 流量控制与拥塞控制

核心考点

1. （★★★★★）TCP 的流量控制和拥塞控制机制

2. （★★★★）TCP 的连接和释放

3. （★★★）TCP 报文格式、UDP 数据报格式

传输层提供的服务

传输层的功能

1. 提供应用进程间的逻辑通信（网络层提供主机之间的逻辑通信） “逻辑通信” 的意思是传输层之间的通信好像是沿图 5-2 所示水平方向传送数据，但事实上这两个传输层之间并没有一条水平方向的物理连接。

2. 差错检测 对收到报文的首部和数据部分都进行差错检测（网络层只检查 IP 数据报首部，并不检查数据部分）。

3. 提供无连接或面向连接的服务 根据应用的不同，如有些数据传输要求实时性（如实时视频会议），传输层需要有两种不同的传输协议，即面向连接的 TCP 和无连接的 UDP。TCP 提供了一种可靠性较高的传输服务，UDP 则提供了一种高效率的但不可靠的传输服务。

4. 复用和分用 复用是指发送方不同的应用进程都可以使用同一个传输层协议传送数据。分用是指接收方的传输层在剥去报文的首部后能够把这些数据正确交付到目的应用进程。与在第 3 章讲解的 4 种多路复用原理上差不多，只是形式上改变了。

1. 连接管理 通常把连接的定义和建立的过程称为握手。例如，TCP 的 “三次握手” 机制。

2. 流量控制与拥塞控制 以对方和网络普遍接受的速度发送数据，从而防止网络拥塞造成数据的丢失。

传输层寻址与端口

端口的基本概念

端口号

1. 熟知端口（保留端口）∶数值一般为 0～1023。当一种新的应用程序出现时，必须为它指派一个熟知端口，以便其他应用进程和其交互。常见的几个熟知端口见表 5-2。

2. 登记端口∶数值为 1024～49151。它是为没有熟知端口号的应用程序使用的，使用这类端口号必须在 IANA 登记，以防止重复。

3. 客户端端口或短暂端口∶数值为 49152～65535。由于这类端口号仅在客户进程运行时才动态选择，所以称为短暂端口或临时端口。通信结束后，此端口就自动空闲出来，以供其他客户进程使用。

套接字

无连接服务和面向连接服务

UDP 的主要特点

1. 传送数据前无需建立连接，数据到达后也无需确认。

2. 不可靠交付。

3. 报文头部短，传输开销小，时延较短。

TCP 的主要特点

1. 面向连接，不提供广播或多播服务。

2. 可靠交付。

3. 报文段头部长，传输开销大。

UDP

UDP 的数据报

UDP 的基本概念

1. 发送数据之前不需要建立连接。

2. UDP 的主机不需要维持复杂的连接状态表。

3. UDP 用户数据报只有 8 个字节的首部开销。

4. 网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低（没有拥塞控制）。这对某些实时应用（如 IP 电话、实时视频会议）是很重要的。

5. UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。

UDP 数据报的组成

1. 源端口∶占 2B。前面已经说了使用 16bit 来表示端口号，所以需要 2B 长度。

2. 目的端口∶占 2B。

3. 长度∶占 2B。 注意∶尽管使用 2B 来描述 UDP 数据报的长度，但是一般来说 UDP 限制其应用程序数据为 512B 或更小。

4. 校验和∶占 2B，用来检测 UDP 用户数据报在传输中是否有错（既检验首部，又检验数据部分），如果有错，就直接丢弃。若该字段为可选字段，当源主机不想计算校验和时，则直接令该字段为全 0。
检验范围∶伪首部、UDP 数据报的首部和数据。其中，在计算校验和时临时生成伪首部。
具体校验和的计算方法参考 5.2.2 小节。

UDP 校验

1. 校验的时候若 UDP 数据报数据部分的长度不是偶数字节，则需要填入一个全 0 字节，如图 5-5 所示。但是此字节和伪首部一样，是不发送的。

2. 如果 UDP 校验和校验出 UDP 数据报是错误的，可以丢弃，也可以交付给上层，但是需要附上错误报告 ，即告诉上层这是错误的数据报。

3. 通过伪首部，不仅可以检查源端口号、目的端口号和 UDP 用户数据报的数据部分，还可以检查 IP 数据报的源 IP 地址和目的地址。

TCP

TCP 报文段

1. 源端口和目的端口∶各占 2B。与 UDP 一样，TCP 的首部当然也有源端口和目的端口。

2. 序号∶占 4B。尽管从应用层交付下来的是 TCP 报文段，但是 TCP 是面向字节流的（就是说 TCP 传送时是按照一个个字节来传送的），所以在一个 TCP 连接中传送的字节流需要编号，这样才能保证按序交付。
如，某报文段的序号从 301 开始，而携带的数据共有 100B。这就表明本报文段数据的第一个字节的序号是 301，最后一个字节的序号是 400。显然，下一个报文段（如果还有）的数据序号应当从 401 开始，即下一个报文段的序号字段应为 401，这个字段名也称为 “报文段序号”。

3. 确认号∶占 4B。TCP 是含有确认机制的，所以接收端需要给发送端发送确认号，这个确认号只需记住一点∶若确认号等于 N，则表明到序号 N-1 为止的所有数据都已经正确收到。
例如，B 正确收到了 A 发送过来的一个报文段，其序号字段值是 501，而数据长度是 200B （序号 501～700），这表明 B 正确收到了 A 发送的到序号 700 为止的数据。因此，B 期望收到 A 的下一个数据序号是 701，于是 B 将发送给 A 的确认报文段中的确认号设置为 701。注意，现在的确认号不是 501，也不是 700，而是 701。

4. 数据偏移∶占 4 位。前面已经讲过，这里的数据偏移不是 IP 数据报中分片的那个数据偏移，而是表示首部长度，千万不要混淆。占 4 位可表示 0001～1111 一共 15 种状态，而基本单位是 4B，所以数据偏移确定了首部最长为 60B。

5. 保留字段∶占 6 位。保留为今后使用，但目前应置为 0，该字段可以忽略不计。

6. 紧急 URG∶当 URG=1 时，表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据，应尽快传送（相当于高优先级的数据）。就好像有一个等待红灯的超长车队，此时有一辆救护车过来，属于紧急事件，救护车就可以不用等红灯了，直接从边上绕过所有的车。但是紧急 URG 需要和紧急指针配套使用，比如说有很多救护车过来，现在就需要一个紧急指针指向最后一辆救护车，一旦最后一辆救护车过去之后，TCP 就告诉应用程序恢复到正常操作，也就是说数据从第一字节到紧急指针所指字节就是紧急数据。

7. 确认比特 ACK∶只有当 ACK=1 时，确认号字段才有效；当 ACK=0 时，确认号无效。TCP 规定，一旦连接建立了，所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。

8. 推送比特 PSH∶TCP 收到推送比特置 1 的报文段，就尽快地交付给接收应用进程，而不再等到整个缓存都填满后再向上交付。

1. 复位比特 RST∶当 RST=1 时，表明 TCP 连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），必须释放连接，然后再重新建立传输连接。

2. 同步比特 SYN∶同步比特 SYN 置为 1，表示这是一个连接请求或连接接受报文，后面 TCP 连接会详细讲到。

3. 终止比特 FIN∶释放一个连接。当 FIN=1 时，表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放传输连接。

4. 窗口字段∶占 2B。窗口字段用来控制对方发送的数据量，单位为字节（B）。记住一句话∶窗口字段明确指出了现在允许对方发送的数据量。

1. 校验和字段∶占 2B。校验和字段检验的范围包括首部和数据两部分。在计算校验和时，和 UDP 一样，要在 TCP 报文段的前面加上 12B 的伪首部（只需将 UDP 伪首部的第 4 个字段的 17 改为 6，其他和 UDP 一样）。

2. 紧急指针字段∶占 2B。前面已经讲过紧急指针指出在本报文段中的紧急数据的最后一个字节的序号。

3. 选项字段∶长度可变。TCP 最初只规定了一种选项，即最大报文段长度 MSS。MSS 告诉对方 TCP∶“我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是 MSS 字节。”

4. 填充字段∶为了使整个首部长度是 4B 的整数倍。

TCP 的连接管理

1. 第一步∶客户机 A 的 TCP 向服务器 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步位 SYN=1（TCP 规定，SYN 报文段不能携带数据，但要消耗一个序号），并选择序号 seq=x，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 x。

2. 第二步∶服务器收到了数据报，并从 SYN 位为 1 知道这是一个建立连接的请求。如果同意，则发回确认。B 在确认报文段中应使 SYN=l，ACK=1，其确认号 ack=x+1，自己选择的序号 seq=y。注意，此时该报文段也不能携带数据（助记∶因为有 SYN=1，所以不能带数据）。

3. 第三步∶A 收到此报文段后向 B 给出确认，其 ACK=1，确认号 ack=y+1。A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程，此时 TCP 连接已经建立，ACK 报文可以携带数据（没有 SYN 字段），如果不携带数据则不消耗序号。

1. SYN=1,seq=x。

2. SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x+1。

3. ACK=1,seq=x+1,ack=y+1。

1. FIN=1,seq=u。

2. ACK=1,seq=v,ack=u+1。

3. FIN=1,ACK=1,seq=w,ack=u+1。

4. ACK=1,seq=u+1,ack=w+1。

1. 假定主机 A 和 B 频繁地建立连接，传送一些 TCP 报文段后，再释放连接，然后又不断地建立新的连接、传送报文段和释放连接。

2. 假定每一次建立连接时，主机 A 都选择相同的、固定的初始序号，如选择 1。

3. 假定主机 A 发送出的某些 TCP 报文段在网络中会滞留较长的时间，以致造成主机 A 超时重传这些 TCP 报文段。

4. 假定有一些在网络中滞留时间较长的 TCP 报文段最后终于到达了主机 B，但这时传送该报文段的那个连接早已释放了，而在到达主机 B 时的 TCP 连接是一条新的 TCP 连接。

TCP 可靠传输

TCP 数据编号与确认

TCP 的重传机制

1. 记录每个报文段发出的时间以及收到相应的确认报文段的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时延。

2. 将各个报文段的往返时延样本加权平均，就得出报文段的平均往返时延（RTT）。

3. 每测量到一个新的往返时延样本，就按下式重新计算一次平均往返时延。
RTT=（1-a）x（旧的 RTT）+a x（新的往返时延样本）

1. 每个 IP 数据报独立地选择路由，因此在到达目的主机时有可能出现失序。

2. 由于路由选择的计算出现错误，导致 IP 数据报在互联网中转圈。最后数据报首部中的生存时间 TTL 的数值下降到零，这个数据报在中途就被丢弃了。

3. 在某个路由器突然出现很大的通信量，以致路由器来不及处理到达的数据报，因此有的数据报被丢弃。

TCP 流量控制

1. TCP 为每一个连接设有一个持续计时器。只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1B 的数据），而对方就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。

2. 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∶TCP 维持一个变量，它等于最大报文段长度（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∶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（push）操作（前面将其和紧急指针做过比较，这里不再解释）。 第三种机制∶发送方的一个计时器期限到了，这时就把当前已有的缓存数据装入报文段（但长度不能超过 MSS）发送出去。

TCP 拥塞控制的基本概念

1. 拥塞控制所要做的只有一个目的，就是使得网络能够承受现有的网络负荷。

2. 拥塞控制是一个全局性的过程，涉及所有的主机、所有的路由器以及与降低网络传输性能有关的所有因素。

3. 流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点通信量的控制。

4. 流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。

5. 拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动态的（而不是静态的）问题。

6. 当前网络正朝着高速化的方向发展，这很容易出现缓存不够大而造成分组的丢失。但分组的丢失是网络发生拥塞的征兆而不是原因。

7. 在许多情况下，正是拥塞控制本身成为引起网络性能恶化甚至发生死锁的原因，这点应特别引起重视。

1. 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。

2. 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∶
①监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。
②将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。
③调整网络系统的运行以解决出现的问题。

拥塞控制的 4 种算法

1. 接收端窗口 rwnd∶接收端根据其目前接收缓存大小所许诺的最新的窗口值，反映了接收端的容量。由接收端将其放在 TCP 报文的首部的窗口字段通知发送端，如图 5-14 所示。

2. 拥塞窗口 cwnd∶发送端根据自己估计的网络拥塞程度而设置的窗口值，反映了网络的当前容量。

慢开始算法的原理

1. 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长度 MSS 的数值。

2. 在每收到一个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口加 1，即增加一个 MSS 的数值。注意∶这里是说每收到 1 个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口加 1，而第二次会收到 2 个确认，第三次会收到 4 个确认，依此类推，可以知道每经过一个传输轮次，拥塞窗口就加倍，如图 5-15 所示。

1. 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。

拥塞避免算法的原理

1. 当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口设置为 1，如图 5-16 所示。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。发送端送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。假定接收端窗口足够因此现在发送窗口的数值 = 等于拥塞窗口的数值 ==。

2. 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 M，如图 5-17 所示。

3. 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，如图 5-18 所示。

4. 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，如图 5-19 所示。
5.

5. 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，如图 5-20 所示。

6. 当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值 ssthresh 时（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，如图 5-21 所示。

7. 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，如图 5-22 所示。

1. 更新后的 ssthresh 值变为 12（发送窗口数值 24 的一半），拥塞窗口重新设置为 1，并执行慢开始算法，如图 5-23 所示。

2. 当 cwnd=12 时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个 MSS 的大小，如图 5-24 所示。

1. 乘法减小。它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（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的一半。当网络频繁出现拥塞时，ssthresh 值就下降得很快，以减少注入到网络中的分组数。

2. 加法增大。它是指执行拥塞避免算法时，在收到对所有报文段的确认后（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。

3. 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。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。

1. 开始重传∶此时拥塞窗口为 1KB。

2. 第一次 RTT 结束∶执行慢开始算法，此时拥塞窗口为 2KB。

3. 第二次 RTT 结束∶执行慢开始算法，此时拥塞窗口为 4KB。

4. 第三次 RTT 结束∶执行慢开始算法，此时拥塞窗口为 8KB。

5. 第四次 RTT 结束∶由于第三次 RTT 结束的时候拥塞窗口的大小已经和慢开始门限值相等，因此此时应该结束使用慢开始算法，转而使用拥塞避免算法，故此时拥塞窗口为 8KB+1KB=9KB。

快重传算法

快恢复算法

1. 当发送端收到连续 3 个重复的确认时，就执行 “乘法减小” 算法，把慢开始门限 ssthresh 设置为当前拥塞窗口的一半。但接下去不执行慢开始算法。

2. 由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，所以现在不执行慢开始算法，即拥塞窗口 cwnd 现在不设置为 1，而是将慢开始门限 ssthresh 设置为当前拥塞窗口的一半，然后开始执行拥塞避免算法（“加法增大”），使得拥塞窗口缓慢地线性增大，如图 5-26 所示。

1. 当发送端收到连续 3 个重复的 ACK 时，就重新设置慢开始门限 stresh（拥塞窗口的一半）。

2. 与慢开始的不同之处是拥塞窗口 cwnd 不是设置为 1，而是设置为新的 sthresh。

3. 若发送窗口值还允许发送报文段，就按拥塞避免算法继续发送报文段。

1. 当发送端收到连续 3 个重复的 ACK 时，就重新设置慢开始门限 ssthresh（拥塞窗口的一半）。

2. 与慢开始的不同之处是拥塞窗口 cwnd 不是设置为 1，而是设置为 ssthresh+3 x MSS。

3. 若收到的重复的 ACK 为 n 个（n>3），则将 cwnd 设置为 ssthresh+ n x MSS。

4. 若发送窗口值还允许发送报文段，就按拥塞避免算法继续发送报文段。