计算机运输层

第5章运输层5.1运输层协议概述

5.1.1进程之间的通信从通信和信息处理的角度看，运输层向它上面的应用层提供通信服务，它属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层。当网络的边缘部分中的两个主机使用网络的核心部分的功能进行端到端的通信时，只有位于网络边缘部分的主机的协议栈才有运输层，而网络核心部分中的路由器在转发分组时都只用到下三层的功能。5.1运输层协议概述

5.1.1进程之间的通信从通信和信息处理的角度看，运输层向它上面的应用层提供通信服务，它属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层。物理层网络层运输层应用层数据链路层面向信息处理面向通信用户功能网络功能运输层为相互通信的应用进程提供了逻辑通信54321运输层提供应用进程间的逻辑通信主机A主机B应用进程应用进程路由器1路由器2AP1LAN2WANAP2AP3AP4IP层LAN1AP1AP2AP4端口端口54321IP协议的作用范围运输层协议TCP和UDP的作用范围AP3应用进程之间的通信两个主机进行通信实际上就是两个主机中的应用进程互相通信。应用进程之间的通信又称为端到端的通信。运输层的一个很重要的功能就是复用和分用。应用层不同进程的报文通过不同的端口向下交到运输层，再往下就共用网络层提供的服务。“运输层提供应用进程间的逻辑通信”。“逻辑通信”的意思是：运输层之间的通信好像是沿水平方向传送数据；但事实上这两个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（提供主机之间的逻辑通信）TCP和UDP协议的作用范围（提供进程之间的逻辑通信）因特网运输层的主要功能运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信（但网络层是为主机之间提供逻辑通信）。运输层还要对收到的报文进行差错检测。运输层需要有两种不同的运输协议，即面向连接的TCP和无连接的UDP。两种不同的运输协议运输层向高层用户屏蔽了下面网络核心的细节（如网络拓扑、所采用的路由选择协议等），它使应用进程看见的就是好像在两个运输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。当运输层采用面向连接的TCP协议时，尽管下面的网络是不可靠的（只提供尽最大努力服务），但这种逻辑通信信道就相当于一条全双工的可靠信道。当运输层采用无连接的UDP

协议时，这种逻辑通信信道是一条不可靠信道。运输层向上提供可靠的和不可靠的逻辑通信信道？应用层运输层发送进程接收进程接收进程数据数据全双工可靠信道数据数据使用TCP协议使用UDP协议不可靠信道发送进程TCP/IP的运输层有两个不同的协议：(1)用户数据报协议UDP (UserDatagramProtocol)(2)传输控制协议TCP (TransmissionControlProtocol)5.1.2运输层的两个主要协议运输层与其上下层之间的关系的OSI表示法运输实体运输实体运输协议运输层层接口运输服务用户（应用层实体）运输服务用户（应用层实体）层接口网络层（或网际层）应用层主机A主机B运输层服务访问点TSAP网络层服务访问点NSAP两个对等运输实体在通信时传送的数据单位叫作运输协议数据单元TPDU(TransportProtocolDataUnit)。TCP传送的数据单位协议是TCP报文段(segment)UDP传送的数据单位协议是UDP报文或用户数据报。TCP与UDPTCP/IP体系中的运输层协议TCPUDPIP应用层与各种网络接口运输层TCP与UDPUDP在传送数据之前不需要先建立连接。对方的运输层在收到UDP报文后，不需要给出任何确认。虽然UDP不提供可靠交付，但在某些情况下UDP是一种最有效的工作方式。TCP则提供面向连接的服务。TCP不提供广播或多播服务。由于TCP要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销。这不仅使协议数据单元的首部增大很多，还要占用许多的处理机资源。5.1.3运输层的端口运行在计算机中的进程是用进程标识符来标志的。运行在应用层的各种应用进程却不应当让计算机操作系统指派它的进程标识符。这是因为在因特网上使用的计算机的操作系统种类很多，而不同的操作系统又使用不同格式的进程标识符。为了使运行不同操作系统的计算机的应用进程能够互相通信，就必须用统一的方法对TCP/IP体系的应用进程进行标志。需要解决的问题（P183）

由于进程的创建和撤销都是动态的，发送方几乎无法识别其它机器上的进程。有时我们会改换接收报文的进程，但并不需要通知所有发送方。我们往往需要利用目的主机提供的功能来识别终点，而不需要知道实现这个功能的进程。端口号(protocolportnumber)

简称为端口(port)解决这个问题的方法就是在运输层使用协议端口号(protocolportnumber)，或通常简称为端口(port)。虽然通信的终点是应用进程，但我们可以把端口想象是通信的终点，因为我们只要把要传送的报文交到目的主机的某一个合适的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的进程）就由TCP来完成。端口的概念端口就是运输层服务访问点TSAP。端口的作用就是让应用层的各种应用进程都能将其数据通过端口向下交付给运输层，以及让运输层知道应当将其报文段中的数据向上通过端口交付给应用层相应的进程。从这个意义上讲，端口是用来标志应用层进程的。端口在进程之间的通信中所起的作用应用层运输层网络层TCP报文段UDP用户数据报应用进程TCP复用IP复用UDP复用TCP报文段UDP用户数据报应用进程端口端口TCP分用UDP分用IP分用IP数据报IP数据报发送方接收方软件端口与硬件端口在协议栈层间的抽象的协议端口是软件端口。路由器或交换机上的端口是硬件端口。硬件端口是不同硬件设备进行交互的接口，而软件端口是应用层的各种协议进程与运输实体进行层间交互的一种地址。端口端口用一个16位端口号进行标志。端口号只具有本地意义，即端口号只是为了标志本计算机应用层中的各进程。在因特网中不同计算机的相同端口号是没有联系的。三类端口熟知端口，数值一般为0~1023。登记端口号，数值为1024~49151，为没有熟知端口号的应用程序使用的。使用这个范围的端口号必须在IANA登记，以防止重复。客户端口号或短暂端口号，数值为49152~65535，留给客户进程选择暂时使用。当服务器进程收到客户进程的报文时，就知道了客户进程所使用的动态端口号。通信结束后，这个端口号可供其它客户进程以后使用。端口号一些常见的“众所周知的”端口号：FTPSMTPTFTPDNSTelnetSNMP2123255369161TCPUDP应用层传输层端口号：＜255:公共应用255-1023:公司＞1023:未规定20保留的TCP端口(1)保留的TCP端口(2)端口通过用报文队列来实现UDP端口51000UDP端口69出队列入队列出队列入队列TFTP服务器TFTP客户UDP用户数据报应用层运输层5.2用户数据报协议UDP

5.2.1UDP概述

UDP只在IP的数据报服务之上增加了很少一点的功能，即端口的功能和差错检测的功能。虽然UDP用户数据报只能提供不可靠的交付，但UDP在某些方面有其特殊的优点。UDP的主要特点UDP是无连接的，即发送数据之前不需要建立连接。UDP使用尽最大努力交付，即不保证可靠交付，同时也不使用拥塞控制。UDP是面向报文的。UDP没有拥塞控制，很适合多媒体通信的要求。UDP支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。UDP的首部开销小，只有8个字节。面向报文的UDP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。UDP对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。应用层交给UDP多长的报文，UDP就照样发送，即一次发送一个报文。接收方UDP对IP层交上来的UDP用户数据报，在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程，一次交付一个完整的报文。应用程序必须选择合适大小的报文。UDP是面向报文的IP数据报的数据部分IP首部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5.2.2UDP的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字节发送在前数据首部UDP用户数据报UDP基于端口的分用IP层UDP数据报到达端口2端口3端口1UDP分用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用户数据报用户数据报UDP有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段有8个字节，由4个字段组成，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。计算UDP检验和的例子1001100100010011→153.190000100001101000→8.1041010101100000011→171.30000111000001011→14.110000000000010001→0和170000000000001111→150000010000111111→10870000000000001101→130000000000001111→150000000000000000→0（检验和）0101010001000101→数据0101001101010100→数据0100100101001110→数据0100011100000000→数据和0（填充）1001011011101101→求和得出的结果0110100100010010→检验和04112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0171510871315全0数据数据数据数据数据数据数据全0例题（P220：5-12）一个应用程序用UDP，到IP层把数据报再划分为4个数据报片发送出去，结果前两个数据报片丢失，后两个到达目的站。过了一段时间应用程序重传UDP，而IP层仍然划分为4个数据报片来传送。结果这次前两个到达目的站而后两个丢失。试问：在目的站能否将这两次传输的4个数据报片组装成完整的数据报？假定目的站第一次收到的后两个数据报片仍然保存在目的站的缓存中。例题答：不行。重传时，IP数据报的标识字段会有另一个标识符。仅当标识符相同的IP数据报片才能组装成一个IP数据报。前两个IP数据报片的标识符与后两个IP数据报片的标识符不同，因此不能组装成一个IP数据报。5.3传输控制协议TCP概述

5.3.1TCP最主要的特点

TCP是面向连接的运输层协议。每一条TCP连接只能有两个端点(endpoint)，每一条TCP连接只能是点对点的（一对一）。TCP提供可靠交付的服务。TCP提供全双工通信。面向字节流。768HTCP面向流的概念发送TCP报文段发送方接收方把字节写入发送缓存从接收缓存读取字节应用进程应用进程1230181716151419202145131211H109H加上TCP首部构成TCP报文段TCPTCP字节流字节流H表示TCP报文段的首部x表示序号为x的数据字节TCP连接应当注意TCP连接是一条虚连接而不是一条真正的物理连接。TCP对应用进程一次把多长的报文发送到TCP的缓存中是不关心的。TCP根据对方给出的窗口值和当前网络拥塞的程度来决定一个报文段应包含多少个字节（UDP发送的报文长度是应用进程给出的）。TCP可把太长的数据块划分短一些再传送。TCP也可等待积累有足够多的字节后再构成报文段发送出去。5.3.2TCP的连接TCP把连接作为最基本的抽象。每一条TCP连接有两个端点。TCP连接的端点不是主机，不是主机的IP地址，不是应用进程，也不是运输层的协议端口。TCP连接的端点叫做套接字(socket)或插口。端口号拼接到(contatenatedwith)IP地址即构成了套接字。插口(socket)TCP使用“连接”(而不仅仅是“端口”)作为最基本的抽象，同时将TCP连接的端点称为插口(socket)，或套接字、套接口。插口和端口、IP地址的关系是：IP地址3端口号15003,1500插口(socket)套接字(socket)套接字socket=(IP地址:端口号)(5-1)每一条TCP连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定。即：TCP连接::={socket1,socket2}={(IP1:port1),(IP2:port2)}(5-2)同一个名词socket

有多种不同的意思应用编程接口

API

称为socketAPI,简称为socket。socketAPI中使用的一个函数名也叫作socket。调用socket函数的端点称为socket。调用socket函数时其返回值称为socket描述符，可简称为socket。在操作系统内核中连网协议的Berkeley实现，称为socket实现。SOCKET概念TCP和UDP的SOCKET机制的工作过程：

TCPSERVERSERVERCLIENTCLIENTUDP申请SOCKET申请SOCKET申请SOCKET申请SOCKETLISTENCALLCONNECTACCEPTSENDRECEIVESENDTORECVFROMSENDTORECVFROM问题的引入Q：就TCP/IP的传输层，为什么在TCP之外，还要引入UDP？A：若采用面向连接的TCP服务，则必须为类似虚电路连接的建立、维护和拆除的付出必需的开销。对于一次传输要交换大量报文的情形，如文件传输、远程登录等应用，这种开销是值得的。但是，对于一次性传输数据量较小的网络应用如SNMP、DNS应用数据的传输，或对可靠性要求不高的数据传输如实时语音视频传送。这种开销就显得不那么必要或合算。5.4可靠传输的工作原理

5.4.1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M3A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tttt停止等待协议算法流程

在发送结点

(1)从主机取一个数据帧，送交发送缓存。(2)V(S)←0。{将发送端状态变量V(S)置为0}(3)N(S)←V(S)。{将V(S)的值写入数据帧中的发送序号N(S)}(4)将发送缓存中的数据帧发送出去。{该帧的副本仍保留在发送缓存之中}(5)设置超时计时器。{选择适当的超时重传时间tout}(6)等待。{等待以下(7)和(8)这两个事件中最先出现的一个}(7)收到确认帧ACKn，{这里隐含的表示已经通过CRC的硬件差错检测}若n=1–V(S)，则：{已发送的数据帧被接收方确认}从主机取一个新的数据帧，放入发送缓存；V(S)←[1V(S)]；{更新发送状态变量，使用下一个序号} 转到(3)。否则，丢弃这个确认帧，转到(6)。{这表明已发送的数据帧没有被接收方确认}(8)若超时计时器时间到，则转到(4)。{重传数据帧}停止等待协议算法流程

在接收结点

(1)V(R)←0。{接收状态变量初始化，其数值等于欲接收的数据帧的发送序号}(2)等待。(3)收到一个数据帧；{这里隐含的表示已经通过CRC的硬件差错检测}若N(S)=V(R)，则执行(4)；{收到正确序号的数据帧}否则丢弃此数据帧，然后转到(6)。{丢弃的帧就是重复帧}(4)将收到的数据帧中的数据部分送交上层软件，也就是数据链路层模型中的主机。(5)V(R)←[1V(R)]。{更新接收状态变量，准备接收下一个数据帧}(6)n←V(R)；发送确认帧ACKn，转到(2)。{期望接到n号数据帧，在它之前的帧收到了}请注意在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本。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当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。确认丢失和确认迟到A发送M1B超时重传M1发送M2丢弃重复的M1重传确认M1(a)确认丢失确认M1A发送M1B超时重传M1发送M2丢弃重复的M1重传确认M1(b)确认迟到确认M1收下迟到的确认但什么也不做tttt可靠通信的实现使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ(AutomaticRepeatreQuest)。ARQ表明重传的请求是自动进行的。接收方不需要专门发送请求、请求发送方重传某个出错的分组。例题（P220：5-17）在停止等待协议中，如果收到重复的报文段时不予理睬（即悄悄地丢弃它而其它什么也没做）是否可行？试举出具体的例子说明理由。例题A发送M1B超时重传M1丢弃重复的M1不重传确认M1收到重复帧不确认，相当于确认丢失

确认M1tt信道利用率停止等待协议的优点是简单，但缺点是信道利用率太低。TDRTTATD+RTT+TAB分组确认tt分组确认信道的利用率U

(5-3)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。由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率。B分组ttAACK5.4.2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发送窗口01234567012发送窗口WT不允许发送这些帧允许发送5个帧(a)01234567012不允许发送这些帧还允许发送4个帧WT已发送(b)01234567012不允许发送这些帧WT已发送(c)01234567012不允许发送这些帧还允许发送3个帧WT已发送已发送并已收到确认(d)累积确认接收方一般采用累积确认的方式。即不必对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。累积确认有的优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传。缺点是：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。Go-back-N（回退N）如果发送方发送了前5个分组，而中间的第3个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做Go-back-N（回退N），表示需要再退回来重传已发送过的N个分组。可见当通信线路质量不好时，连续ARQ协议会带来负面的影响。连续ARQ协议的工作原理DATA0DATA1DATA2DATA3DATA4DATA5重传DATA2重传DATA3ACK1ACK2ACK1确认DATA0ACK2确认DATA1DATA2出错，丢弃DATA3不按序，丢弃，重传ACK2DATA4不按序，丢弃，重传ACK2DATA5不按序，丢弃，重传ACK2ACK3ACK3确认DATA2ACK4确认DATA3ACK4重传DATA5重传DATA4超时重传时间ABtout送交主机送交主机…??ACK2ACK2ACK2例题（P221：5-20）

在连续ARQ协议中，若发送窗口为7，则发送端在开始时可连续发送7个数据帧。因此，在每一个帧发出后，都要设置一个超时计时器。现在计算机里只有一个硬时钟。设这7个数据帧发出的时间分别为t0,t1,t2,…,t6，且tout超时重传时间一样大。试问如何实现7个超时计时器（这叫软时钟法）？例题答：用相对发送时间实现一个链表：实时时钟t00t1-t01t2-t12指向下一分组分组的序号分组发送的相对时间TCP可靠通信的具体实现TCP连接的每一端都必须设有两个窗口——一个发送窗口和一个接收窗口。TCP的可靠传输机制用字节的序号进行控制。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。需要使用特定的算法估算较为合理的重传时间。发送窗口的最大值当用n个比特进行编号时，若接收窗口的大小为1，则只有在发送窗口的大小WT

2n1时，连续ARQ协议才能正确运行。例如，当采用3bit编码时，发送窗口的最大值是7而不是8。01234567012发送窗口WT(a)123456712WT(b)0001234567012发送窗口WT(c)例题（P221：5-21）

假定使用连续ARQ协议，发送窗口大小是3，而序列范围[0,15]，而传输媒体保证在接收方能够按序收到分组。在某时刻，接收方，下一个期望收到序号是5。试问：（1）在发送方的发送窗口中可能有出现的序号组合有哪几种？（2）接收方已经发送出去的、但在网络中（即还未到达发送方）的确认分组可能有哪些？说明这些确认分组是用来确认哪些序号的分组。例题答：(1)题意表明序号到4为止的分组都已收到。如果按照最正常的情况，网络传输没有出错，则发送窗口的范围是[2,4]。

如果按照最差的情况，发送方序号为5的分组传输出错，即使后续分组传输正确，接收方因为要按序接收，所以要重复发送序号为5的确认，这时发送窗口应为[5,7]。以上为两种极端情况，因此发送窗口可以是[2,4]，[3,5]，[4,6]，[5,7]中的任何一个。例题答：(2)接收方期望收到序号5的分组，说明序号为2,3,4的分组都已收到，并且发送了确认。对序号为1的分组的确认肯定被发送方收到了，否则发送方不可能发送4号分组。可见，对序号为2,3,4的分组的确认有可能仍滞留在网络中，为ACK3~5。这些确认是用来确认序号为2,3,4的分组。TCP首部20字节的固定首部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FIN32位SYNRSTPSHACKURG位08162431填充TCP数据部分TCP首部TCP报文段IP数据部分IP首部发送在前5.5TCP报文段的首部格式TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431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。例题（P221：5-28）

主机A向主机B发送TCP报文段，首部中的源端口是m而目的端口是n。当B向A发送回信时，其TCP报文段的首部中源端口和目的端口分别是什么？答：回信TCP报文段的首部中源端口为n,目的端口为m。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充序号字段——占4字节。TCP连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充确认号字段——占4字节，是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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充数据偏移（即首部长度）——占4位，它指出TCP报文段的数据起始处距离TCP报文段的起始处有多远。“数据偏移”的单位是32bit位（以4字节为计算单位）。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充保留字段——占6位，保留为今后使用，但目前应置为0。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充紧急URG——当URG1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)。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充确认ACK——只有当ACK1时确认号字段才有效。当ACK0时，确认号无效。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充推送PSH(PuSH)——接收端TCP收到PSH=1的报文段，就尽快地交付接收应用进程，而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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充复位RST(ReSeT)——当RST1时，表明TCP连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其它原因），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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431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20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充终止FIN(FINis)——用来释放一个连接。FIN1表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充检验和——占2字节。检验和字段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。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431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FINSYNRSTPSHACKURG比特08162431填充选项字段——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个字节。”MSS(MaximumSegmentSize)是TCP报文段中的数据字段的最大长度。数据字段加上TCP首部才等于整个的TCP报文段。其它选项窗口扩大选项——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）。选择确认选项——在后面的5.6.3节介绍。例题（P221：5-22）

主机A向主机B发送一个很长的文件，其长度为L字节。假定TCP使用的MSS有1460字节。（1） 在TCP的序号不重复使用的条件下，L的最大值是多少？（2） 假定使用上面计算出文件长度，而运输层、网络层和数据链路层所使用的首部开销共66字节，链路的数据率为10Mb/s，试求这个文件所需的最短发送时间。例题主机A向主机B发送一个很长的文件，其长度为L字节。假定TCP使用的MSS有1460字节。（1）在TCP的序号不重复使用的条件下，L的最大值是多少？答：L的最大值是232=4294967296字节=4GB,G=230。（P193）例题（2） 假定使用上面计算出文件长度，而运输层、网络层和数据链路层所使用的首部开销共66字节，链路的数据率为10Mb/s，试求这个文件所需的最短发送时间。答：假设每个TCP报文均满载，则需报文数：Q=4294967296/1460≈2941758个，余616字节，需要另一个TCP报文。由此可得总发送的数据量为：N=Q*(MSS+66)+(616+66)=4489123390字节=35912987120bits，故：文件所需的最短发送时间=35912987120/107=3591.298712秒≈59.85分≈1小时。TCP首部20字节固定首部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FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充填充字段——这是为了使整个首部长度是4字节的整数倍。例题（P221：5-27）

一个TCP报文段的数据部分最多为多少个字节？为什么？如果用户要传送的数据的字节长度超过TCP报文字段中的序号字段可能编出的最大序号，问还能否用TCP来传送？例题答：65495字节，此数据部分加上TCP首部的20字节，再加上IP首部的20字节，正好是IP数据报的最大长度65535.（当然，若IP首部包含了选择，则IP首部长度超过20字节，这时TCP报文段的数据部分的长度将小于65495字节。）数据的字节长度超过TCP报文段中的序号字段可能编出的最大序号，通过循环使用序号，仍能用TCP来传送。5.6TCP可靠传输的实现

5.6.1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26272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556B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TCP标准强烈不赞成发送窗口前沿向后收缩不允许发送已发送并收到确认A的发送窗口位置不变允许发送但尚未发送262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已发送但未收到确认56P1P2P3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26272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556未按序收到可用窗口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节数（又称为可用窗口）允许发送但尚未发送A的发送窗口向前滑动262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455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262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455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，有效窗口为零262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455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TCP序号增大接收缓存接收应用程序已收到接收窗口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）发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。

需要强调三点A的发送窗口并不总是和B的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）。TCP标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理。通常是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。TCP要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。例题（P221：5-23）

主机A向主机B连续发送了两个TCP报文段，其序号分别为70和100。试问：（1）第一个报文段携带了多少个字节的数据？（2）主机B收到第一个报文段后发回的确认中的确认号应当是多少？（3）如果主机B收到第二个报文段后发回的确认中的确认号是180，试问A发送的第二个报文段中的数据有多少字节？（4）如果A发送的第一个报文段丢失了，但第二个报文段到达了B。B在第二个报文段到达后向A发送确认。试问这个确认号应为多少？例题答：（1）主机A向主机B连续发送了两个TCP报文段，其序号分别为70和100，第一个报文段携带的数据序号从70到99，共30字节数据。（2）主机B收到第一个报文段后发回的确认中的确认号应当是100。（3）如果主机B收到第二个报文段后发回的确认中的确认号是180，则A发送的第二个报文段中的数据序号从100到179，共80字节。（4）如果A发送的第一个报文段丢失了，但第二个报文段到达了B。B在第二个报文段到达后向A发送确认。这个确认号应为70。例题（P221：5-24）

一个TCP连接下面使用256kb/s的链路，其端到端时延为128ms。经测试，发现吞吐量只有120kb/s。试问发送窗口W是多少？（提示：可以有两种答案，取决于接收端发出确认的时机）。两种情况TDRTTATD+RTTB分组确认tt分组确认ARTTB分组确认tt分组确认情况一设窗口大小为Wbits，接收方在收到一窗口数据后才发送确认，发送方收到确认后再发送下一窗口数据，则：发送方将Wbits数据送到网络上所需要时间T0=W/256kbps

发送方收到确认后经过时间T1=T0+128×10-3×2=T0+0.256s；在T1时间内共传送数据为：T1×120kbps，其大小应为Wbits（发送方全部窗口中数据），所以：(W/256kbps+0.256s)×120kbps=W

由此解得W=57825.88bits7228字节。情况二接收方收到发送方发送来的很小报文后即发确认，此时发送方再次发送数据，用时约为： 128ms×2=256ms，故发送窗口大小约为： 256×10-3s×120kb/s=30720bits=3840字节。例题（P222：5-31）

通信信道带宽为1Gb/s，端到端时延为10ms。TCP的发送窗口为65535字节。试问:可能达到的最大吞吐量是多少?信道的利用率是多少?答：设报文长度为L，信道带宽为C，传播时延为Td，则：最大吞吐量=L/(L/C+2×Td)=

524280/0.0205242825.5Mb/s信道利用率=(L/C)/(L/C+2×Td)=2.55%。

例题（P221：5-30）

设TCP使用的最大窗口为65535字节，而传输信道不产生差错，带宽也不受限制。若报文段的平均往返时延为20ms，问所能得到的最大吞吐量是多少?答：在发送时延可忽略的情况下，最大数据率=最大窗口×8/平均往返时间=26.214Mb/s。(没有考虑IP和TCP首部)5.6.2超时重传时间的选择重传机制是TCP中最重要和最复杂的问题之一。TCP每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。往返时延的方差很大由于TCP的下层是一个互联网环境，IP数据报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返时间的方差也很大。时间数据链路层运输层T1T2T3往返时间的概率分布加权平均往返时间TCP保留了RTT的一个加权平均往返时间RTTS（这又称为平滑的往返时间）。第一次测量到RTT样本时，RTTS值就取为所测量到的RTT样本值。以后每测量到一个新的RTT样本，就按下式重新计算一次RTTS：

新的RTTS

(1

)(旧的RTTS)

(新的RTT样本)(5-4)式中，0

1。若很接近于零，表示RTT值更新较慢。若选择接近于1，则表示RTT值更新较快。RFC2988推荐的值为1/8，即0.125。已知第一次测得TCP的往返时延的当前值是30ms。现在收到了三个接连的确认报文段，它们比相应的数据报文段的发送时间分别滞后的时间是：26ms、32ms和24ms。设=0.1。试计算每一次的新的加权平均往返时间值RTTS。讨论所得出的结果。例题（P222：5-34）

答：根据题意=0.1，RTTS(0)=30msRTTS(1)=(1-)RTTS(0)+26=29.6msRTTS(2)=(1-)RTTS(1)+32=29.84msRTTS(3)=(1-)RTTS(2)+24=29.256ms三次算出加权平均往返时间分别为29.6，29.84和29.256ms。可以看出，RTT的样本值变化多达20%时，加权平均往返时间的变化却很小。例题超时重传时间RTO(RetransmissionTime-Out)

RTO应略大于上面得出的加权平均往返时间RTTS。RFC2988建议使用下式计算RTO：RTORTTS+4RTTD(5-5)RTTD是RTT的偏差的加权平均值。RFC2988建议这样计算RTTD。第一次测量时，RTTD值取为测量到的RTT样本值的一半。在以后的测量中，则使用下式计算加权平均的RTTD：新的RTTD=(1

)(旧的RTTD)+

RTTS

新的RTT样本(5-6)是个小于1的系数，其推荐值是1/4，即0.25。假定TCP在开始建立连接时，发送方设定超时重传时间是RTO=6s。（1）当发送方接到对方的连接确认报文段时，测量出RTT样本值为1.5s。试计算现在的RTO值。（2）当发送方发送数据报文段并接收到确认时，测量出RTT样本值为2.5s。试计算现在的RTO值。例题（P222：5-33）

答：（1）据RFC2988建议，RTO=RTTS+4RTTD。其中RTTD是RTTS的偏差加权均值。初次测量时，RTTD(1)=RTT(1)/2；后续测量中，RTTD(i)=(1-)RTTD(i-1)+

|RTTS-RTT(i)|

=1/4依题意，RTT(1）样本值为1.5秒，则RTTS(1)=RTT(1)=1.5sRTTD(1)=RTT(1)/2=0.75sRTO(1)=RTTS(1)+4RTTD(1)=1.5+40.75=4.5(s)例题答:（2）RTT(2)=2.5RTTS(1)=1.5sRTTD(1)=0.75sRTTD(2)=(1-)

RTTD

(1)+

|RTTS

(1)-RTT(2)|=0.753/4+|1.5-2.5|/4=13/16RTO(2)=RTTs(1)+4RTTd(2)=1.5+413/16=4.75s例题往返时间RTT?往返时间的测量相当复杂TCP报文段1没有收到确认。重传（即报文段2）后，收到了确认报文段ACK。如何判定此确认报文段是对原来的报文段1的确认，还是对重传的报文段2的确认？发送一个TCP报文段超时重传TCP报文段收到ACK时间12往返时间RTT?是对哪一个报文段的确认？Karn算法在计算平均往返时间RTT时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均平均往返时间RTTS和超时重传时间RTO就较准确。报文段每重传一次，就把RTO增大一些：新的RTO

(旧的RTO)系数的典型值是2。当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延RTT和超时重传时间RTO的数值。实践证明，这种策略较为合理。修正的Karn算法5.6.3选择确认SACK

(SelectiveACK)

接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。110001501300035014500确认号=1001L1=1501L2=3501R1=3001R1=4501接收到的字节流序号不连续……连续的字节流………第一个字节块第二个字节块和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：左边界和右边界。图中用四个指针标记这些边界。第一个字节块的左边界L1=1501，但右边界R1=3001。左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减1才是字节块中的最后一个序号。第二个字节块的左边界L2=3501，而右边界R2=4501。RFC2018的规定如果要使用选择确认，那么在建立TCP连接时，就要在TCP首部的选项中加上“允许SACK”的选项，而双方必须都事先商定好。如果使用选择确认，那么原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。只是以后在TCP报文段的首部中都增加了SACK选项，以便报告收到的不连续的字节块的边界。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。5.7TCP的流量控制

5.7.1利用滑动窗口实现流量控制一般说来，我们总是希望数据传输得更快一些。但如果发送方把数据发送得过快，接收方就可能来不及接收，这就会造成数据的丢失。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。利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP连接上实现流量控制。seq=1,DATAseq=201,DATAseq=401,DATAseq=301,DATAseq=101,DATAseq=201,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）丢失！流量控制举例A向B发送数据。在连接建立时，

B告诉A：“我的接收窗口rwnd=400（字节）”。持续计时器

(persistencetimer)。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1字节的数据），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。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。第三种机制是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。5.8TCP的拥塞控制

5.8.1拥塞控制的一般原理在某段时间，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——产生拥塞(congestion)。出现资源拥塞的条件：对资源需求的总和>可用资源(5-7)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。拥塞控制与流量控制的关系拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。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。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。拥塞控制所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0死锁（吞吐量=0）无拥塞控制拥塞轻度拥塞拥塞控制的一般原理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。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。在许多情况下，甚至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。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。5.8.2几种拥塞控制方法

1.慢开始和拥塞避免发送方维持一个叫做拥塞窗口cwnd(congestionwindow)的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口。如再考虑到接收方的接收能力，则发送窗口还可能小于拥塞窗口。发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，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，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。慢开始算法的原理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。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。发送方接收方