Ⅰ [計算機網路之六] 傳輸層
傳輸層向它上面的應用層提供通信服務，它屬於面向通信部分的最高層，同時也是用戶功能中的最底層。
從傳輸層的角度，通信的真正端點並不是主機而是主機中的進程。
傳輸層有 分用 和 復用 的功能。 「復用」 是指在發送方不同的應用進程都可以使用同一個運輸層協議傳送數據， 「分用」 是指接收方的運輸層在剝去報文的首部後能夠把這些數據正確交付目的應用進程。
網路層和運輸層有明顯的區別，網路層為主機之間提供邏輯通信，而運輸層為應用進程之間提供端到端的邏輯通信。
知名埠號 ：0~1023
登記埠號 ：1024~49151
客戶端短暫埠號 ：49152~65535
① 無連接。 發送數據之前不需要建立連接，因此減少了開銷和發送數據之前的時延。
② 盡最大努力交付。 即不保證可靠交付，因此主機不需要維持復雜的連接狀態表。
③ 面向報文的。 對應用層交下來的報文，既不合並，也不拆分，而是保留這些報文的邊界，UDP 一次交付一個完整的報文。
用戶數據報 UDP 有兩個欄位：數據欄位和首部欄位。首部欄位很簡單，只有 8 個位元組，由四個欄位組成，每個欄位的長度都是兩個位元組。各欄位意義如下：
① 源埠 在需要對方回信時選用。不需要時可用全0。
② 目的埠 目的埠號。這在終點交付報文時必須使用。
③ 長度 用戶數據報的長度，最小值為 8 （僅有首部）。
④ 檢驗和 檢測用戶數據報在傳輸中是否有錯。有錯就丟棄。
用戶數據報首部檢驗和的計算和校驗都要計算出一個偽首部。
① 面向連接。
應用程序在使用 TCP 協議之前，必須先建立 TCP 連接；傳送數據完畢後，必須釋放已經建立的 TCP 連接。類似於打電話：通話前要先撥號建立連接，通話結束後要掛機釋放連接。
② 一對一。
TCP 連接只能是點對點的（一對一）。
③ 可靠交付。
通過 TCP 連接傳送的數據，無差錯、不丟失、不重復，並且按序到達。
④ 全雙工通信。
通信雙方的應用進程在任何時候都能發送和接收數據，TCP 連接的兩端都設有發送緩存和接收緩存，用來臨時存放雙向通信的數據。
⑤ 面向位元組流。
TCP 中的 「流」 指的是流入到進程或從進程流出的位元組序列。
「面向位元組流」 的含義：雖然應用程序和 TCP 的互動式一次一個數據塊（大小不等），但 TCP 把應用程序交下來的數據僅僅看成是一連串無結構的位元組流。TCP 並不知道所傳送的位元組流的含義。TCP 不保證接收方應用程序鎖收到的數據塊和發送方應用程序所發出的數據塊具有對應的大小關系。但接收方應用程序收到的位元組流必須和發送方應用程序發出的位元組流完全一樣，當然接收方的應用程序必須有能力識別收到的位元組流，把它還原成有意義的應用層數據。
TCP 連接是協議軟體提供的一種抽象，每一條 TCP 連接唯一地被通信兩端的兩個端點（即兩個套接字）所確定，即：
TCP 連接 ::= {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}
IP1 和 IP2 分別是兩個端點主機的 IP 地址，port1 和 port2 分別是兩端端點主機中的埠號。
網路只能提供最大努力的服務，是不可靠的，因此 TCP 必須採用適當的措施才能使得兩個運輸層之間的通信變得可靠。當出現差錯時讓發送方重傳出現差錯的數據，同時在接收方來不及處理收到的數據時，及時告知發送方適當降低發送數據的速度，這樣就可以在不可靠的傳輸信道實現可靠傳輸。
ARQ（Auto Repeat-reQuest）：自動重傳請求。
發送方每發送完一個分組就停止發送，等待接收方確認，在收到確認後再發送下一個分組。
A 是發送方，B 是接收方。
A 每發送一個分組後，等待 B 對該分組的確認後，再接著發送下一個分組。
【發送方】A 發送的分組在傳輸過程中出錯，可能是丟失了，也可能是分組受到干擾出錯了
【接收方】這時 B 直接丟棄分組，什麼也不做（也不通知 A 受到的分組有差錯）。
【解決方案】發送方在每發送完一個分組時設置一個 超時計數器 ，只要超過一段時間仍然沒有接收到確認，就認為剛才發送的分組丟失了，因而重傳前面發送過的分組，這叫 超時重傳 。反之在超時計時器到期之前收到了相應的確認，就撤銷該超時計時器。
第一，A 在發送完一個分組後， 必須暫時保留已發送的分組的副本 （在發生超時重傳時使用）。只有在收到相應的確認後才能清楚暫時保留的分組副本。
第二，分組和確認分組都必須進行 編號 。這樣才能明確是哪一個發送出去的分組受到了確認，而哪一個分組還沒有收到確認。
第三，超時計時器設置的 重傳時間應當比數據在分組傳輸的平均往返時間更長一些 。
【發送方】超時重傳時間內沒有收到確認報文，無法確認是發送出錯、丟失，還是接收方的確認丟失，超時計時器到期後就要重傳。
【接收方】丟棄收到的重復分組，不向上層交付；向發送方發送確認。
【發送方】收下遲到的確認，並且丟棄
發送方大部分時間都在等待確認，信道的利用率低
使用流水線的 ARQ 可以提高信道利用率
【發送方】維持一個發送窗口，位於發送窗口內的分組都可連續發送出去，而不需要等待對方的確認。
回退N幀協議 ：如果發送方發送了多個分組，但中間的某個分組丟失了，這時接收方只能對丟失分組之前的分組發出確認，而發送方無法知道丟失分組及後面分組的接收情況，只好把丟失分組及後面的分組重傳一次，這叫 Go-back-N ，表示需要再退回來重傳已發送過的 N 個分組。
前面 20 個位元組固定，因此 TCP 首部最小長度是 20 位元組。
TCP 的滑動窗口以位元組為單位，窗口後沿的部分表示已發送且已收到通知，窗口裡的序號表示允許發送的序號，窗口前沿之前的數據暫時不允許發送，需要等待收到接收方的確認後前沿往前移才可發送。
描述一個發送窗口需要三個指針：P1、P2 和 P3，如圖所示：
小於 P1 的是已發送並已收到確認的部分，而大於 P3 的是不允許發送的部分。
P3 - P1 = A 的發送窗口
P2 - P1 = 已發送但尚未收到確認的位元組數
P3 - P2 = 允許發送但當前尚未發送的位元組數（又稱為 可用窗口 或 有效窗口 ）
接收方 B 接收窗口大小為20，因為未收到 31 的數據，即使已收到後面的序號 32、33 的數據，返回的確認號仍然是 31。
現在接收方收到了 31、32、33，並返回確認號 33，接收窗口往前滑動 3 個序號，發送方接收到確認，發送窗口也向前滑動 3 個序號大小，現在 A 可以發送序號 51~53 的數據了。
當發送方將發送窗口內的數據都發送出去，但是接收方的確認可能由於網路擁塞滯留，這時發送方發送窗口已滿，可用窗口為 0，只能等待接收方的確認報文到達。
TCP 為了保證可靠傳輸，要求必須受到對已發送報文的確認，如果超過一定時間未受到確認報文，則重傳已發送的報文。這個時間就叫 超時重傳時間 ，很明顯超時重傳時間的大小設置應該更貼近網路的實際情況，如果網路狀況好，就設短一點，否則使網路的空閑時間增大，降低了傳輸效率；網路差就設長一點，否則會引起很多不必要的重傳，使網路負荷增大。
TCP 採用了一種自適應的演算法：
RTT（報文段的往返時間）、RTTs（加權平均往返時間），RTTs 的計算公式：
RTTd（RTT 的偏差的加權平均值）、RTO（RetransmissionTime-Out 超時重傳時間）:
【場景】TCP 的接收方在接收對方發送過來的數據位元組流的序號不連續，形成一些不連續的位元組塊，如果簡單按照回退N幀協議處理，意味著要重傳第一個未收到的序號數據塊及之後的數據，如果能通知發送方已收到了哪些數據（選擇確認），就可以讓發送方只發送接收方未收到的數據。
流量控制就是讓發送方的發送速率不要太快，要讓接收方來得及接收。
當發送方收到接收方通知，將窗口縮小為 0 時，發送方將暫時不能發送數據了，必須等接收方通知更新接收窗口大小，但是這個通知又有可能丟失，導致發送方沒收到通知。
為了避免雙方互相等待死鎖，TCP 為每個鏈接設有一個 持續計時器 ，只要 TCP 連接的一方收到對方的零窗口通知，就啟動持續計時器。若持續計時器設置的時間到期，就發送一個零窗口 探測報文段 （僅攜帶 1 位元組的數據），而對方就在確認這個探測報文段時給出了現在的窗口值。如果窗口仍然是零，那麼受到這個報文段的一方就重新設置持續計時器；如果窗口不是零，那麼死鎖的僵局就可以打破了。
【優點】提高網路利用率
【缺點】可能會發生某種程度的延遲
【場景】接收數據的主機如果每次都立刻回復確認應答的話，可能會返回一個較小的窗口，因為接收方剛接收完數，緩沖區已滿。
【糊塗窗口綜合征問題】
TCP 接收方緩存已滿，而互動式的應用進程一次只從接收緩存中讀取 1 個位元組（這樣就使接收緩存空間僅騰出 1 個位元組），然後向發送方發送確認，並把窗口設置為 1 個位元組（但發送的數據報是 40 位元組長，TCP 首部 + IP 數據報首部）。接著，發送方又發來 1 個位元組的數據（注意發送方發送的 IP 數據報是 41 位元組長）。接收方發回確認，仍然將窗口設置為 1 個位元組。這樣進行下去，使網路的效率很低。
TCP 文件傳輸中，就採用了兩個數據段返回一次確認應答，並且等待一定時間後沒有其他數據包到達時也依然發送確認應答。
當對網路中某一資源的需求超過了該資源所能提供的可用部分，網路的性能就要變壞，這種情況就叫做 擁塞 。
慢開始（slow-start）、擁塞避免（congestion avoidance）、快重傳（fast retransmit）和快恢復（fast recovery）。
【演算法思路】
當主機開始發送數據時，由於並不清楚網路的負荷情況，所以如果立即把大量數據位元組注入網路，那麼就有可能引起網路發生擁塞。較好的方法是先探測一下，即 由小到大逐漸增大發送窗口 ，也就是說， 由小到大逐漸增大擁塞窗口數值 。
【處理過程】
慢開始門限值 ssthresh 決定了擁塞窗口達到多大時要執行什麼演算法。
① 當 cwnd < ssthresh 時，使用慢開始演算法；
② 當 cwnd > ssthresh 時，停止使用慢開始演算法而改用擁塞避免演算法；
③ 當 cwnd = ssthresh 時，既可使用慢開始演算法，也可使用擁塞避免演算法。
在擁塞窗口 cwnd 達到門限值之前，發送方每一輪次收到確認應答後，cwnd 就增大為原來的兩倍；達到門限值後，執行擁塞避免演算法。
PS. 慢開始只是表示初始發送數據少，不代表發送速率增長速度慢，實際上是指數級增長非常快。
【演算法思路】
讓擁塞窗口 cwnd 緩慢地增大，即每經過一個往返時間 RTT 就把發送方的擁塞窗口 cwnd 加 1，而不是像慢開始階段那樣加倍增長。擁塞避免階段有 「加法增大」 的特點，按線性規律緩慢增長，使網路比較不容易出現擁塞 。
【處理過程】
在執行擁塞避免演算法階段，當網路出現超時時，發送方判斷為網路擁塞，調整門限值為當前擁塞窗口的一半，即 ssthresh = cwnd / 2，同時擁塞窗口重置為 1，即 cwnd = 1，進入慢開始階段。
【演算法原理】
① 快重傳
【場景】有時，個別報文段會在網路中丟失，但實際上網路並未發生擁塞。如果發送方遲遲收不到確認，就會產生超時，就會誤認為網路發生了擁塞，導致發送方錯誤地啟動慢開始，把擁塞窗口 cwnd 又設置為 1，因而降低了傳輸效率。
【方案】接收方不要等待自己發送數據時才進行捎帶確認，而是要立即發送確認，即使收到了失序的報文段也要立即發出對已收到的報文段的重復確認，當發送方 一連收到 3 個重復確認 ，就知道接收方確實沒有收到某個報文段，因而應當 立即進行重傳 。
② 快恢復：
發送方知道只是丟失了個別的報文段，於是不啟動慢開始，而是執行快恢復演算法，調整發送方門限值 ssthresh = cwnd / 2，同時設置擁塞窗口 cwnd = ssthresh = 8，並開始執行擁塞避免演算法。
擁塞控制的流程如下：
擁塞窗口 cwnd，接收方窗口 rwnd， 發送方發送窗口的上限值 = Min[rwnd, cwnd] 。
① 當 rwnd < cwnd，接收方的接收能力限制發送方窗口大小；
② 當 cwnd < rwnd，網路的擁塞程度限制發送方窗口大小。
【問題背景】
路由器採取分組丟棄策略，即按照 先進先出（FIFO） 規則處理分組，當隊列已滿時，則丟棄後面到達的分組，這叫 尾部丟棄策略 。
丟失的分組會導致發送方出現超時重傳，發送方轉而執行慢開始演算法，不同分組屬於不同 TCP 連接，導致很多 TCP 同時進入慢開始狀態，這種現象稱為 全局同步 。
【解決方案】
主動隊列管理 AQM：不等到路由器的隊列長度已經達到最大值時才不得不丟棄後面到達的分組，而是在隊列長度達到某個警惕值時就主動丟棄到達的分組，這樣就提醒了發送方放慢發送的速率，因而有可能使網路擁塞的程度減輕，甚至不出現網路擁塞。
TCP 是面向連接的協議，運輸連接有三個階段： 連接建立、數據傳送、連接釋放 。
TCP 連接建立過程要解決的幾個問題：
① 使每一方能夠確知對方的存在；
② 允許雙方協商一些參數（如最大窗口值、是否使用窗口擴大選項和時間戳選項以及服務質量等）；
③ 能夠對運輸實體資源（如緩存大小、連接表中的項目等）進行分配。
TCP 建立連接的過程叫做握手，握手需要在客戶和伺服器之間交換三個 TCP 報文段，即 三次握手 。
最初客戶端和服務端都處於 CLOSED（關閉） 狀態，A（Client）主動打開連接，B（Server）被動打開連接。
一開始，B 的 TCP 伺服器進程先創建 傳輸控制塊 TCB ，准備接受客戶進程的連接請求。然後伺服器進程就處於 LISTEN（收聽）狀態，等待客戶端的連接請求。如有，即作出響應。
第一次握手 ：A 的 TCP 客戶進程也是首先創建傳輸控制塊 TCB，准備接受客戶進程的連接請求。然後在打算建立 TCP 連接時，向 B 發出連接請求報文段，這時首部中的同步位 SYN = 1，同時選擇一個初始序號 seq = x。TCP 規定，SYN 報文段（即 SYN = 1 的報文段）不能攜帶數據，但要 消耗掉一個序號 。這時，TCP 客戶進程進入 SYN-SENT（同步已發送） 狀態。
第二次握手 ：B 收到連接請求報文段後，如同意建立連接，則向 A 發送確認。在確認報文段中應把 SYN 位和 ACK 位都置 1，確認號是 ack = x + 1，同時也為自己選擇一個初始序號 seq = y。請注意，這個報文段也不能攜帶數據，但同樣 要消耗掉一個序號 。這時 TCP 伺服器進程進入 SYN-RCVD（同步收到） 狀態。
第三次握手 ：TCP 客戶進程收到 B 的確認後，還要向 B 給出確認。確認報文段的 ACK 置 1，確認號 ack = y + 1，而自己的序號 seq = x + 1。TCP 的標准規定，ACK 報文段可以攜帶數據。但 如果不攜帶數據則不消耗序號 ，在這種情況下，下一個數據報文段的序號仍是 seq = x + 1。這時，TCP 連接已經建立，A 進入 ESTABLISHED（已建立連接） 狀態。當 B 收到 A 的確認後，也進入 ESTABLISHED（已建立連接）狀態。
數據傳輸結束後，通信的方法都可釋放連接。現在 A 和 B 都處於 ESTABLISHED 狀態。
第一次揮手 ：A 的應用進程先向其 TCP 發出連接釋放報文段，並停止再發送數據，主動關閉 TCP 連接。A 把連接釋放報文段首部的終止控制位 FIN 置 1，其序號 seq = u，它等於前面已傳送過的數據的最後一個位元組的序號加 1。這時 A 進入 FIN-WAIT-1（終止等待 1）狀態，等待 B 的確認。請注意，TCP 規定，FIN 報文段即使不攜帶數據，它也消耗掉一個序號。
第二次揮手 ：B 收到連接釋放報文後即發出確認，確認號是 ack = u + 1，而這個報文段自己的序號是 v，等於 B 前面已傳送過的最後一個位元組的序號加 1。然後 B 就進入 CLOSE-WAIT（關閉等待）狀態。TCP 伺服器進程這時應通知高層應用程序，因而從 A 到 B 這個方向的連接就釋放了，這時的 TCP 連接處於半關閉（half-close）狀態，即 A 已經沒有數據要發送了，但 B 若發送數，A 仍要接收。也就是說，從 B 到 A 這個方向的連接並未關閉，這個狀態可能會持續一段時間。A 收到來自 B 的確認後，就進入 FIN-WAIT-2（終止等待 2）狀態，等待 B 發出的連接釋放報文段。
第三次揮手 ：若 B 已經沒有要向 A 發送的數據，其應用進程就通知 TCP 釋放連接。這時 B 發出的連接釋放報文段必須使 FIN = 1。現假定 B 的序號為 w（在半關閉狀態 B 可能又發送了一些數據）。B 還必須重復上次已發送過的確認號 ack = u + 1。這時 B 就進入 LAST-ACK（最後確認）狀態，等待 A 的確認。
第四次揮手 ：A 在收到 B 的連接釋放報文段後，必須對此發出確認。在確認報文段中把 ACK 置 1，確認號 ack = w + 1，而自己的序號是 seq = u + 1（根據 TCP 標准，前面發送過的 FIN 報文段要消耗一個序號）。然後進入 TIME-WAIT（時間等待）狀態。請注意，現在 TCP 連接還沒有釋放掉。必須經過時間等待計時器（TIME-WAIT timer）設置的時間 2MSL 後，A 才進入到 CLOSED 狀態，然後撤銷傳輸控制塊，結束這次 TCP 連接。當然如果 B 一收到 A 的確認就進入 CLOSED 狀態，然後撤銷傳輸控制塊。所以在釋放連接時，B 結束 TCP 連接的時間要早於 A。