计算机网络运输层思考题

❶ 计算机网络(5)| 运输层

从通信和处理信息的角度看，运输层是向它上面的应用层提供通信服务的，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台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。

运输层的两个主要协议 TCP/IP 都是互联网的正式标准，即：
（1）用户数据报协议UDP
（2）传输控制协议TCP

TCP则是面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP不提供广播或者多播服务。由于TCP要提供可靠的面向连接的运输服务，因此需要增加很多的开销。

TCP/IP的运输层用一个16位端口号来标志一个端口。端口号只有本地意义。它是为了标志本计算机应用层中的各个进程在和运输层交互时的层间接口。

运输层的端口号分为以下两类：
（1）服务器端使用的端口号： 它主要分为系统端口号0～1023和登记端口号1024～49151。

（2）客户端使用的端口号： 49152～65535，这类端口号仅在客户端进程运行时才动态选择。当服务器收到客户端进程的报文时，就知道客户端进程的端口号。因而可以把数据发送给客户进程。

用户数据报协议相比于IP的数据报服务就是只增加了复用、分用和差错检测功能。UDP的主要特点是：
（1）UDP是无连接的， 发送数据之前不需要建立连接，因此减少开销和发送数据之前的时延。
（2）UDP使用尽最大努力交付， 即不保证可靠交付，因此主机不需要维持复杂的连接状态表。
（3）UDP是面向报文的。 发送方的UDP对应用交下来的报文，添加首部后就向下交付给IP层。不对报文做任何处理，因此当报文过长时，IP层可能需要进行分片处理。
（4）UDP没有拥塞控制， 网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率减低。
（5）UDP支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
（6）UDP的首部开销小， 只有8个字节。

UDP有两个字段：数据字段和首部字段。先介绍首部字段，它是由4个字段组成的，每个字段只有2个字节，总共有8个字节。各个字段的意义如下：
（1）源端口： 源端口号。在需要对方回信时选用。不需要时可用全0。
（2）目的端口： 目的端口号。在这终点交付报文时必须使用。
（3）长度： UDP用户数据报的长度，其最小值是8（只有首部）。
（4）检验和： 检测UDP用户数据报在传输中是否有错，有错则丢弃。

当在传送用户数据报时，如果接收方UDP发现收到的报文中目的端口号不正确（即不存在对应于该端口号的应用进程），就丢弃该报文，并由网际控制报文协议ICMP发送“端口不可达”差错报文给发送方。

TCP的主要特点如下：
（1）TCP是面向连接的运输层协议。 应用程序在使用TCP协议之前，必须先建立TCP连接。传送数据完毕后，必须释放TCP连接。
（2）每一条TCP连接只能有两个端点。 每一条TCP连接只能是点对点的。
（3）TCP提供可靠交付的服务。 通过TCP连接传送的数据，无差错、不丢失、不重复，并且按序到达。
（4）TCP提供全双工通信。 TCP允许通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据。
（5）面向字节流。 TCP中的流指的是流入到进程或进程流出的字节序列。虽然应用程序和TCP的交互是一次一个数据块，但TCP把应用程序交下来的数据看成一连串的无结构的字节流。TCP不保证发送方发送的数据块和接收方接收的数据块一致，但保证程序接收到的字节流和程序发送的字节流一致。

TCP连接的端点叫做套接字或者插口。套接字是指将端口号拼接到IP地址之后，即：

每一条TCP连接唯一的被通信两端的两个端点所确定。即：

如图所示，A发送分组M1，发送完毕就暂停发送，等待B的确认,B收到了M1就向A发死你确认。A在收到了对M1的确认之后，就再发送下一个分组M2，以此类推。

如图所示，当B接收M1时检测出了差错，就丢弃M1，其他什么也不做。而A只要超过了一段时间没有收到确认，就会认为刚才发送的分组丢失了，因而重传前面发送过的分组，这就叫做超时重传，而实现超时重传则需要A为每一个已发送的分组都设置一个超时计时器。
需要注意以下三点：
（1）A在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本。
（2）分组和确认分组必须编号，这样才能明确哪一个发出的分组收到了确认。
（3）超时计时器设置的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长。

如图所示，B所发送的对M1确认丢失了，A在设定的超时重传时间内没有收到确认，所以无法知道自己发送的分组是怎样出错的，所以会重传M1，而当B又收到了重传的分组M1，这时应该采取两个行动：
（1）丢弃这个重复分组M1。
（2）向A发送确认。

还有一种情况就是在传输过程中没有出现差错，但B对分组M1的确认迟到了，而A会收到重复的确认，A收下后就会丢弃，B仍然会收到重复的M1，并且同样要丢弃重复的M1，并且重传确认分组。

停止等待协议的优点是简单，缺点则是信道的利用率太低。我们用TD表示A发送分组需要的时间，TA表示B发送确认分组需要的时间，RTT为往返时间，则：

为了提高传输的效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用流水线传输的方式。即不必每发完一个分组就停下来等待对方的确认，这样就可以使信道上一直有数据在不间断的传送。

如图表示的是发送方维持的发送窗口，它指的是位于发送窗口内的5个分组都可以连续发送出去而不需要等待对方的确认。同时连续ARP协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。

对于接收方采用的则是累计确认的方式，即接收方不必对收到的分组逐个发送确认。而是在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。这种方式的优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传（意思是发送方不必重传）。但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信息。

TCP虽然是面向字节流的，但传送TCP的数据单元却是报文段。一个TCP报文段可以分为首部和数据两部分。

为了后面讲述的方便，我们假设数据传输只在一个方向进行，即A发送数据，B给出确认。

TCP的滑动窗口是以字节为单位的。如图所示，现在假定A收到了B发来的确认报文段，其中的窗口是20字节，而确认号是31，根据这2个数据，A就构造出自己的发送窗口。

发送窗口表示：在没有收到B的确认的情况下，A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是已经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。发送窗口后面的部分表示已发送且已经收到了确认。而发送窗口前沿的部分表示不允许发送的。

现在假定A发送了序号为31~41的数据。这时发送窗口位置并未改变但是发送窗口内靠后面有11个字节表示已发送但是未收到确认。而发送窗口内靠前面的9个字节时允许发送但未发送的。如图所示：

而对于B，它的接收窗口大小是20，在接收窗口外面到30号位置的数据是接收并确认的，因此可以丢弃。在下图中，B收到了32和33的数据，但它们不是按序到达的，因为并没有收到31号数据。B只能对按序达收到的数据中的最高序号给出确认，因此B发送的确认报文字段的确认号依然是31号。

现在假定B收到了序号为31的数据，并把31～33的数据交付主机，然后B删除这些数据。接着把窗口向前移动3个序号，同时给a发送确认，其中的窗口值仍为20，但确认号变为34。表明B已经收到序号33为止的数据。

因为TCP的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已经发送的报文段，但是重传时间的选择却TCP最复杂的问题之一。为此TCP采用了一种自适应算法，它记录了一个报文段发出的时间以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT，同时TCP保留了RTT的加权平均往返时间RTTs。而RTTD是RTT的偏差加权平均值，它与RTTs和新的RTT样本之差有关。

超时重传时间的算法如下：
第一次测量时，加权平均往返时间取往返时间RTT，以后每次测量到一个新的RTT，按以下公式计算：

第一次测量时，RTT偏差的加权平均等于RTT的一半，以后的测里中，按以下公式计算：

综上超时重传时间RTO计算如下：

若收到的报文无差错，只是未按序号，使用选择确认SACK可是让发送方发送那些未收到的数据，而不重复发送已经收到的那些数据。如果要使用选择确认SACK，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，并且双方必须都事先商量好。

流量控制就是指让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。而利用滑动窗口机制就可以很方便的在TCP连接上实现对发送方的流量控制。

如上图所示，接收方B进行了三次流量控制。第一次把窗口减小到rwnd=300，第二次又减到rwnd=100，最后是rwnd=0，即不允许发送方再发送数据了。

但是我们应该考虑一种情况，就是当接收方B的存储已满时，会向发送方发送零窗口的报文段，接着B的存储又有了一些空间，B再向A发送一个不为零的窗口值，但这个报文丢失了，结果就是双方一直等待下去。所以为了解决这个问题，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，当计时器到期后，就发送一个探测段文段，而对方就在确认这个探测段时给出了现在的窗口值。如果窗口仍然是0，那么收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器，反之则死锁的僵局就可以打破了。

应用程序把数据传送到TCP的发送缓存后，TCP在何时发送这些数据？，在TCP的实现中广泛使用了Nagle算法。具体算法如下：
（1）若发送应用进程要把数据逐个字节地送到TCP的发送缓存，则发送方就把第一个数据字节先发出去，把后面到达的数据字节都缓存起来。
（2）方发送方收到对第一个数据字节的确认后，再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文发送出去，同时继续对后续到来的数据进行缓存。
（3）只有收到对前一个报文段的确认后才继续发送下一个报文段。

当数据到达快而网络速度慢时，这种方法可以明显减少网络带宽。Nagle还规定：当到达的数据达到窗口的一半或最大报文长度时就立即发送一个报文。

但还还需要考虑一个叫做糊涂综合征的问题，具体内容是若接收方的缓存已满，应用进程每次只从缓存中取1个字节，然后向发送方确认，并把窗口设为1个字节（缓存只空了1个字节的空间），接着发送方发来1个字节，接收方发回确认，仍然将窗口设为1，这样进行下去，网络的利用率很低。

为了解决这个问题，可以让接收方等待一段时间，使得或者缓存已有足够的空间或者等到接收缓存已有一半的空闲空间。此时，接收方就发出确认报文，并向发送方通知当前窗口的大小。

拥塞 是指在某一段时间内，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就会变坏的情况。而所谓的 拥塞控制 就是防止过多的数据注入到网络当中，这样可以使网络中的路由器或者链路不致过载，它是一个全局性的过程，涉及到所有的主机和路由器，而流量控制往往是指点对点通信量的控制。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。

TCP进行拥塞控制的算法有4种：慢开始、拥塞避免、快重传和快恢复。下面在讨论这些算法时我们假定：
（1）数据是单方向传送的，对方只传送确认报文。
（2）接收方总是有足够大的缓存空间。

发送方维持一个拥塞窗口的状态变量，其大小取决于拥塞程度，并且动态变化。发送方让自己的发送窗口小于拥塞窗口（如果考虑接收方的接收能力的话，发送窗口可能小于拥塞窗口）。发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有拥塞，拥塞窗口就再增大一点，以便把更多的分组发送出去，只要出现拥塞，就减小拥塞窗口，以减少注入到网络的分组数。

下面会从“慢开始算法”讲起来讨论拥塞窗口的大小如何变化的。

慢开始的算法思路是：当主机开始发送数据时，由于并不清楚网络的负荷情况，所以如果立即把大量数据字节注入到网络中，就有可能引起网络拥塞。因此会采用由小逐渐增大发送窗口。即在通常开始发送报文时，先将拥塞窗口cwnd的值设为一个最大报文段MSS的数值，而在每收到一个新的报文段确认后，把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。

如上图所示，开始时cwnd=1，发送方发送一个M1，接收方收到M1发送确认，发送方收到一个确认后将cwnd加1，此时cwnd=2，因此发送方发送M2和M3两个报文段，接收方收到后返回两个确认，因此cwnd增加两次，此时cwnd=4，接着发送方发送M4～M7四个报文段。依次类推。因此使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次，拥塞窗口就加倍。

但是为了防止拥塞窗口cwnd增加过大导致网络拥塞，需要设置一个慢开始门限ssthresh，慢开始门限用法如下：
当cwnd<ssthresh时，使用上述的慢开始算法。
当cwnd>ssthresh时，停止使用慢开始算法，使用拥塞避免算法。
当cwnd=ssthresh时，既可以使用慢开始算法，也可以使用拥塞避免算法。
这里的拥塞避免算法是指让拥塞窗口缓慢的增大，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是像慢开始阶段那样加倍增长。

需要注意的是无论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（根据是没有按时收到确认），立即把慢开始门限ssthresh设为出现拥塞时的发送窗口的一半。然后发送窗口cwnd重新设为1，执行慢开始算法。目的是迅速减少主机发送到网络分组的分组数。

快重传算法要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发送重复确认，如下图接收了M1和M2后，又接收到一个M4，M4属于失序报文，则发送对M2的重复确认。发送方只要连续收到三次确认重复就立即重传对方未收到的报文段M3。

与快重传算法配合的还有快恢复算法，过程如下：
（1）当发送方连续收到三个重复确认时，就把慢开始门限ssthresh减半，这是为了防止网络拥塞，接着并不执行慢开始算法。
（2）由于上图这种情况很可能不是因为网络拥塞引起的，因此这里不执行慢开始算法（即不把拥塞窗口cwnd设为1，这样速度太慢），而是把cwnd值设置为慢开始门限ssthresh减半后的数值，然后开始执行拥塞避免算法。

TCP的运输连接有是三个阶段：连接建立、数据传送和连接释放。在TCP的连接过程中要解决以下三个问题：
（1）要使每一方能够确知对方的存在。
（2）要允许双方协商一些参数（如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳选项以及服务质量）。
（3）能够对运输实体资源进行分配。

TCP建立连接的过程叫做握手，握手需要在客户和服务器之间交换3个TCP报文段。如图是三报文握手建立的连接过程：

A最后还要发送一次确认的原因是为了防止已经失效的连接请求报文段突然又传送到了B，因而产生错误。试想一种情况：如果只有第一次和第二次握手，第二次B向A发送的确认丢失了，此时B进入了连接建立状态，A没有收到确认，过一段时间后会再次向B发送连接请求，B收到后又会再次建立连接，白白浪费B的资源。

A在TIME-WAIT状态等待2MSL（MSL，最长报文段寿命），主要是因为以下两点考虑：首先是为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B，因为这个ACK报文段可能丢失，此时B会重传连接释放报文，如果A已经关闭，则无法收到这个报文。其次，当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时间内产生的所有报文段都从网络中消失。这样，下一个新连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。

在图中每一个方框即TCP可能具有的状态。每个方框中的大写英文字符串时TCP标准所使用的的TCP连接状态名。状态之间的箭头表示可能发生的状态变迁。箭头旁边的字表明引起这种变迁的原因，或表明发生状态变迁后又出现什么动作，在图中粗实线箭头表示对客户进程的正常变迁，粗虚线箭头表示对服务器进程的正常变迁，细线箭头表示异常变迁。

❷ 计算机网络 考题

（老师钦点）1-05 因特网的发展大致分为哪几个阶段？请指出这几个阶段最主要的特点
第一阶段：
特点 从单个网络 ARPANET 向互联网发展的过程
第二阶段：从 1985年开始
特点 建成了三级结构的互联网
第三阶段：从1993年开始
特点 逐渐形成了多层次 ISP 结构的互联网

（老师钦点）1-10 试在下列条件下比较电路交换和分组交换。要传送的报文共x（bit），从源站到目的站共经过k段链路，每段链路的传播时延为d（s），数据率为C（bit/s）。在电路交换时电路的建立时间为s（s）。在分组交换时分组长度为p（bit），且各结点的排队等待时间可忽略不计。问在怎样的条件下，分组交换的时延比电路交换的要小？

分组交换 ： x/C+(k-1)p/C+kd
电路交换 ： s+x/C+kd
当 x/C+(k-1)p/C+kd＜s+x/C+kd时，
即 (k-1)p/C＜s

1-17收发两端之间的传输距离为1000km，信号在媒体上的传播速率为2.3×10^8
试计算以下两种情况的发送时延和传播时延：
1） 数据长度为10^7 bit，数据发送速率为100kbit/s，传播距离为1000km，信号在媒体上的传播速率为2×10^8m/s。
2） 数据长度为10^3 bit，数据发送速率为1Gbit/s，传输距离和信号在媒体上的传播速率同上。
从以上计算结果可得出什么结论：

（1）：发送延迟=10^7/（100×1000）=100s
传播延迟=1000×1000/（2×10 ^8）=5×10 -3s=5ms
（2）：发送延迟=10 ^3/（10 9）=10-6s=1us
传播延迟=1000×1000/（2×10^8）=5×10-3s=5ms
若数据长度大而发送速率低，则在总的时延中，发送时延往往大于传播时延。但若数据长度大而发送速率高，则传播时延就可能是总时延中的主要部分。

（老师钦点）3-09． 一个PPP帧的数据部分（用十六进制写出）是7D 5E FE 27 7D 5D 7D 5D 65 7D 5E。试问真正的数据是什么（用十六进制写出）？
答：7E FE 27 7D 7D 65 7E。(7D 5D和 7D 5E是字节填充）

（老师钦点）3-19.以太网使用的CSMA/CD协议是以争用方式接入到共享信道。这与传统的时分复用TDM相比优缺点如何？
从网络上负载轻重，灵活性以及网络效率等方面进行比较
网络上负荷较轻时，CSMA/CD协议很灵活。但网络负荷很重时，TDM的效率就很高。

（老师钦点）3-33 112页

（老师钦点）4-03 作为中间系统，转发器、网桥、路由器和网关都有何区别？
1）转发器、网桥、路由器、和网关所在的层次不同。
物理层中继系统：转发器 (repeater)。
数据链路层中继系统：网桥 或 桥接器 (bridge)。
网络层中继系统：路由器 (router)。
网络层以上的中继系统：网关 (gateway)。

2）当中继系统是转发器或网桥时，一般并不称之为网络互连，因为仍然是一个网络。
路由器其实是一台专用计算机，用来在互连网中进行路由选择。一般讨论的互连网都是指用路由器进行互连的互连网络。

4-09（老师钦点）
1）子网掩码为 255.255.255.0 代表什么意思？
2）一网络的现在掩码为 255.255.255.248，问该网络能够连接多少个主机？
3）一A 类网络和一 B 类网络的子网号subnet-id分别为16个1和8个1，问这两个网络的子网掩码有何不同？
4）一个B类地址的子网掩码是255.255.240.0。试问在其中每一个子网上的主机数最多是多少？
5）一A类网络的子网掩码为 255.255.0.255，它是否为一个有效的子网掩码？
6）某个IP地址的十六进制表示为C2.2F.14.81，试将其转换为点分十进制的形式。这个地址是哪一类IP地址？
7）C 类网络使用子网掩码有无实际意义？为什么？

1)C类地址对应的子网掩码默认值。但也可以是A类或B类地址的掩码，即主机号由最后8位决定，而路由器寻找网络由前24位决定。
2）255 - 248 = 7，6台主机，（000 111不行）
3）子网掩码一样，但子网数目不同
4）最多可有4094个，2^12 -2 = 4094 (不考虑全0 全1）
5）有效，但不推荐这样使用
6）194.47.20.129，C类 （C类地址范围 192.0.1 - 224.255.255 书121页）
7）有。对于小网络这样做还可进一步简化路由表

（老师钦点）4-17 一个3200位长的TCP报文传到IP层，加上160位的首部后成为数据报。下面的互联网由两个局域网通过路由器连接起来。但第二个局域网所能传送的最长数据帧中的数据部分只有1200位。因此数据报在路由器必须进行分片。试问第二个局域网向其上层要传送多少比特的数据（这里的“数据”当然指的是局域网看见的数据）？

1200*3 + 80+160 = 3840bit 共4片

（老师钦点）4-20. 设某路由器建立了如下路由表（这三列分别是目的网络、子网掩码和下一跳路由器，若直接交付则最后一列表示应当从哪一个接口转发出去）
目的网络 子网掩码 下一跳
128.96.39.0 255.255.255.128 接口0
128.96.39.128 255.255.255.128 接口1
128.96.40.0 255.255.255.128 R2
192.4.153.0 255.255.255.192 R3
（默认） - R4
现共收到5个分组，其目的站IP地址分别为：
（1）128.96.39.10
（2）128.96.40.12
（3）128.96.40.151
（4）192.4.153.17
（5）192.4.153.90
试分别计算其下一跳

解：
（1）分组的目的站IP地址为：128.96.39.10。先与子网掩码255.255.255.128相与，得128.96.39.0，可见该分组经接口0转发。
（2）分组的目的IP地址为：128.96.40.12。与子网掩码255.255.255.128相与得128.96.40.0，经查路由表可知，该项分组经R2转发。
（3）分组的目的IP地址为：128.96.40.151，与子网掩码255.255.255.128相与后得128.96.40.128，与子网掩码255.255.255.192相与后得128.96.40.128，经查路由表知，该分组转发选择默认路由，经R4转发。
（4）分组的目的IP地址为：192.4.153.17。与子网掩码255.255.255.128相与后得192.4.153.0。与子网掩码255.255.255.192相与后得192.4.153.0，经查路由表知，该分组经R3转发。
（5）分组的目的IP地址为：192.4.153.90，与子网掩码255.255.255.128相与后得192.4.153.0。与子网掩码255.255.255.192相与后得192.4.153.64，经查路由表知，该分组转发选择默认路由，经R4转发

（老师钦点）4-26 有如下的四个/24地址块，试进行最大可能的聚合。
212.56.132.0/24
212.56.133.0/24
212.56.134.0/24
212.56.135.0/24

答：212=（11010100）2，56=（00111000）2
132=（10000100）2，
133=（10000101）2
134=（10000110）2，
135=（10000111）2
所以共同的前缀有22位，即1101010000111000 100001，聚合的CIDR地址块是：212.56.132.0/22

（老师钦点）4-28 看一看

（老师钦点）4-31以下地址中的哪一个和86.32/12匹配？请说明理由。
（1）86.33.224.123；（2）86.79.65.216；（3）86.58.119.74；（4）86.68.206.154。

答案：
（1）与1111111111110000 00000000 00000000逐比特相“与”和86.32/12匹配
（2）与1111111111110000 00000000 00000000逐比特相“与”和86.32/12不匹配
（3）与1111111111110000 00000000 00000000逐比特相“与”和86.32/12不匹配
（4）与1111111111110000 00000000 00000000逐比特相“与”和86.32/12不匹配

（老师钦点）4-41假定网络中的路由器B的路由表有如下的项目（这三列分别表示“目的网络”、“距离”和“下一跳路由器”）
N17A
N22C
N68F
N84E
N94F
现在B收到从C发来的路由信息（这两列分别表示“目的网络”和“距离”）：
N24
N38
N64
N83
N95
试求出路由器B更新后的路由表（详细说明每一个步骤）

解：路由器B更新后的路由表如下：
N17A无新信息，不改变
N25C相同的下一跳，更新
N39C新的项目，添加进来
N65C不同的下一跳，距离更短，更新
N84E不同的下一跳，距离一样，不改变
N94F不同的下一跳，距离更大，不改变

（老师钦点）5—01 试说明运输层在协议栈中的地位和作用，运输层的通信和网络层的通信有什么重要区别？为什么运输层是必不可少的？

答：
运输层处于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层，向它上面的应用层提供服务
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（面向主机，承担路由功能，即主机寻址及有效的分组交换）。
各种应用进程之间通信需要“可靠或尽力而为”的两类服务质量，必须由运输层以复用和分用的形式加载到网络层。

（老师钦点）5—05 试举例说明有些应用程序愿意采用不可靠的UDP，而不用采用可靠的TCP。

答：
VOIP：由于语音信息具有一定的冗余度，人耳对VOIP数据报损失由一定的承受度，但对传输时延的变化较敏感。
有差错的UDP数据报在接收端被直接抛弃，TCP数据报出错则会引起重传，可能带来较大的时延扰动。
因此VOIP宁可采用不可靠的UDP，而不愿意采用可靠的TCP。

（老师钦点）5—14 UDP用户数据报的首部十六进制表示是：06 32 00 45 00 1C E2 17.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发送给客户？使用UDP的这个服务器程序是什么

解：
源端口1586，目的端口69，UDP用户数据报总长度28字节，数据部分长度20字节。
此UDP用户数据报是从客户发给服务器（因为目的端口号<1023，是熟知端口）、服务器程序是TFFTP。

（老师钦点）5—19 试证明：当用n比特进行分组的编号时，若接收到窗口等于1（即只能按序接收分组），当仅在发送窗口不超过2n-1时，连接ARQ协议才能正确运行。窗口单位是分组。
见书上答案 434

（老师钦点）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？

（1）第一个报文段的数据序号是70到99，共30字节的数据。
（2）确认号应为100.
（3）80字节。
（4）70 （快重传）

（老师钦点）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，取决于接收等发出确认的时机）。
书上 435

（老师钦点）5—39 TCP的拥塞窗口cwnd大小与传输轮次n的关系如下所示：.....
书上 436

6-35 SNMP使用UDP传送报文。为什么不使用TCP？
答：因为SNMP协议采用客户/服务器工作方式，客户与服务器使用request和response报文建立了一种可靠的请求/响应关系，因此不必再耗时建立TCP连接。而采用首部开销比TCP小的UDP报文形式。

9-07．无线局域网的MAC协议有哪些特点？为什么在无线局域网中不能使用CSMA/CD协议而必须使用CSMA/CA协议？

答：无线局域网的MAC协议提供了一个名为分布式协调功能（DCF）的分布式接入控制机制以及工作于其上的一个可选的集中式控制，该集中式控制算法称为点协调功能（PCF）。DCF采用争用算法为所有通信量提供接入；PCF提供无争用的服务，并利用了DCF特性来保证它的用户可靠接入。PCF采用类似轮询的方法将发送权轮流交给各站，从而避免了冲突的产生，对于分组语音这样对于时间敏感的业务，就应提供PCF服务。 由于无线信道信号强度随传播距离动态变化范围很大，不能根据信号强度来判断是否发生冲突，因此不适用有线局域网的的冲突检测协议CSMA/CD。

802.11采用了CSMA/CA技术，CA表示冲突避免。这种协议实际上是在发送数据帧前需对信道进行预约。 这种CSMA/CA协议通过RTS（请求发送）帧和CTS（允许发送）帧来实现。源站在发送数据前，先向目的站发送一个称为RTS的短帧，目的站收到RTS后向源站响应一个CTS短帧，发送站收到CTS后就可向目的站发送数据帧。

❸ 计网：运输层

本篇文章先概括介绍运输层协议的特点、进程之间的通信和端口等重要概念，然后讲述比较简单的UDP协议。然后讨论较为复杂但非常重要的TCP协议和可靠传输的工作原理，包括停止等待协议和ARQ协议。在详细讲述TCP报文段的首部格式之后，讨论TCP的三个重要问题：滑动窗口、流量控制和拥塞控制机制。最后，介绍TCP的连接管理。

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台主机使用网络 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。

运输层有一个很重要的功能 复用和分用：

从IP层来说，通信的两端是两台主机。但实际上，真正进行通信的实体是 在主机中的进程，是这台主机中的一个进程和另一台主机中的一个进程在交换数据(即通信)。运输层提供应运蔽用进程间的逻辑通信。“逻辑通信”的意思是：从应用层来看，只要把应用层报文交给下面的运输层， 运输层就可以把这报文传送到对方的运输层。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。数据的传送是沿着图中的虚线方向（经过多个层次）传送的。

从这里可以看出网络层和运输层有明显的区别。网络层为主机之间提供逻辑通信，而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。

运输层还要对收到的报文进行差错检测，而在网络层，IP数据报首部中的检验和字段，只检验首部是否出现差错而不检查数据部分。

根据应用程序的不同需求，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,这两种协议就是本章要讨论的主要内容。

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。但当运输层釆用无连接的UDP协议时，这种逻辑通信信道仍然是一条不可靠信道。

TCP/IP运输层的两个主要协议都是互联网的正式标准，即：

在TCP/IP体系中，则根据所使用的协议是TCP或 UDP，分别称之为TCP报文段或UDP用户数据报。

UDP在传送数据之前不需要先建立连接。远地主机的运输层在收到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却是一种最有效的工作方式。

TCP则提供面向连接的服务。在亩誉传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。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，占用许多处理机资源。

前面己经提到过运输层的复用和分用功能。应用层所有的应用进程都可以通过运输层再传送到IP层（网络层），这就是复用。运输层从IP层收到发送给各应用进程的数据后，必须分别交付指明的各应用进程，这就是分用。显然，给应用层的每个应用进程赋予一个非常明确的标志是至关重要的。

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（而这种方法必须与特定操作系统无关）对TCP/IP体系的应用进程进行标志。

解决这个问题的方法就是在运输层使用协议端口号，或通常简称为端口。这就是说，虽然通信的终点是应用进程，但只要把所传送的报文交到目的主机的某个合适的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的进程）就由TCP或UDP来完成。

在协议栈层间的抽象的协议端口是软件端口，和路由器或交换机上的硬件端口是完全不同的概念。软件端口是迅悄段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。

TCP/IP的运输层用一个16位端口号来标志一个端口。但请注意，端口号只具有本地意义，它只是为了标志本计算机应用层中的各个进程在和运输层交互时的层间接口。在互联网不同计算机中，相同的端口号是没有关联的。

两个计算机中的进程要互相通信，不仅必须知道对方的IP地址（为了找到对方的计算机），而且要知道对方的端口号（为了找到对方计算机中的应用进程）。

因此运输层的端口号分为下面的两大类：

用户数据报协议UDP只在IP的数据报服务之上增加了很少一点的功能，这就是复用和分用的功能以及差错检测的功能。

UDP的主要特点是：

用户数据报UDP有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段很简单，只有8个字节。由四个字段组成，每个字段的长度都是两个字节。各字段意义如下：

当运输层从IP层收到UDP数据报时，就根据首部中的目的端口，把UDP数据报通过相应的端口，上交最后的终点——应用进程。

如果接收方UDP发现收到的报文中的目的端口号不正确(即不存在对应于该端口号的应用进程)，就丢弃该报文，并由网际控制报文协议ICMP发送“端口不可达”差错报文给发送方。

UDP用户数据报首部中检验和的计算方法有些特殊。在计算检验和时，要在UDP用户 数据报之前增加12个字节的伪首部。所谓“伪首部”是因为这种伪首部并不是UDP用户数 据报真正的首部。只是在计算检验和时，临时添加在UDP用户数据报前面，得到一个临时的 UDP用户数据报。检验和就是按照这个临时的UDP用户数据报来计算的。伪首部既不向下传
送也不向上递交，而仅仅是为了计算检验和。

UDP计算检验和的方法和计算IP数据报首部检验和的方法相似。但不同的是：IP数据 报的检验和只检验IP数据报的首部，但UDP的检验和是把首部和数据部分一起都检验。

TCP是TCP/IP体系中非常复杂的一个协议，下面介绍TCP最主要的特点：

前面己经讲过，每一条TCP连接有两个端点，TCP连接的端点叫做套接字或插口。端口号拼接到IP地址即 构成了套接字。

因此，套接字的表示方法是在点分十进制的IP地址后面写上端口号，中间用冒号或逗号隔开，例如说：

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，例如：

这里IP1和IP2分别是两个端点主机的IP地址，而port1和port2分别是两个端点主机中的端口号。TCP连接的两个套接字就是socket1和socket2。

总之，TCP连接就是由协议软件所提供的一种抽象。

虽然有时为了方便，我们也可以说，在一个应用进程和另一个应用进程之间建立了一条TCP连接，但一定要记住：TCP连 接的端点是个很抽象的套接字，即(IP地址：端口号)。

我们知道，TCP发送的报文段是交给IP层传送的。但IP层只能提供尽最大努力服务，也就是说，TCP下面的网络所提供的是不可靠的传输。因此，TCP必须釆用适当的措施才能使得两个运输层之间的通信变得可靠。

“停止等待”就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。在收到确认后再发送下一个分组。

停止等待协议有以下四种情况：

停止等待协议的优点是简单，但缺点是信道利用率太低。

信道利用率U可以用以下公式计算：

为了提高传输效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是釆用流水线传输，这种传输方式可以获得很高的信道利用率。

滑动窗口协议比较复杂，是TCP协议的精髓所在。这里先给出连续ARQ协议最基本的概念，但不涉及许多细节问题。

发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。

连续ARQ协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。

如果原来己经发送了前5个分组，那么现在就可以发送窗口内的第6个分组了。

接收方一般都是釆用累积确认的方式。这就是说，接收方不必对收到的分组逐个发送 确认，而是在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。

累积确认有优点也有缺点。优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传。但缺点是不能向发送方反映出接收方己经正确收到的所有分组的信息。

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）。

TCP虽然是面向字节流的，但TCP传送的数据单元却是报文段。一个TCP报文段分为首部和数据两部分，而TCP的全部功能都体现在它首部中各字段的作用。

TCP报文段首部的前20个字节是固定的，后面有4n字节是根据需要而增加的选项。因此TCP首部的最小长度是20字节。

首部固定部分各字段的意义如下：

TCP的滑动窗口是以字节为单位的。

现假定A收到了 B发来的确认报文段，其中窗口是20字节，而确认号是31（这表明B期望收到的下一个序号是31,而序号30为止的数据已经收到了）。

A的发送窗口表示：在没有收到B的确认的情况下，A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是已经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。

发送窗口后沿的后面部分表示己发送且己收到了确认。发送窗口后沿的变化情况有两种可能，即不动（没有收到新的确认）和前移（收到了新的确认）。

发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多的数据，因而可能获得更高的传输效率。但A的发送窗口一定不能超过B的接收窗口数值。

发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送的。发送窗口前沿通常是不断向前移动，但也有可能不动。这对应于两种情况：一是没有收到新的确认，对方通知的窗口大小也不变；二是收到了 新的确认但对方通知的窗口缩小了，使得发送窗口前沿正好不动。

现在假定A发送了序号为31〜41的数据。这时，发送窗口位置并未改变， 但发送窗口内靠后面有11个字节（灰色小方框表示）表示己发送但未收到确认。而发送窗口内靠前面的9个字节（42〜50）是允许发送但尚未发送的。

从以上所述可以看出，要描述一个发送窗口的状态需要三个指针：P1，P2和P3，小于P1的是已发送并已收到确认的部分，而大于P3的是不允许发送的部分：

再看一下B的接收窗口。B的接收窗口大小是20。在接收窗口外面，到30号为止的数据是已经发送过确认，并且已经交付主机了。因此在B可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31〜50）是允许接收的。

此时B收到了序号为32和33的数据。这些数据没有按序到达，因为序号为31的数据没有收到（也许丢失了，也许滞留在网络中的某处）。请注意，B只能对按序收到的数据中的最高序号给出确认，因此B发送的确认报文段中的确认号仍然是31 （即期望收到的序号），而不能是32或33。

现在假定B收到了序号为31的数据，并把序号为31〜33的数据交付主机，然后B删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号，同时给A发送确认，其中窗口值仍为20，但确认号是34。这表明B已经收到了到序号33为止的数据。我们注意到，B还收到了序号为37, 38和40的数据，但这些都没有按序到达，只能先暂存在接收窗口中。

A在继续发送完序号42〜53的数据后，指针P2向前移动和P3重合。发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认(图5-18)。由于A的发送窗口己满，可用窗口已减小到零，因此必须停止发送。为了保证可靠传输，A只能认为B还没有收到这些数据。于是，A在经过一段时间后(由超时计时器控制)就重传这部分数据，重新设置超时计时器，直到收到B的确认为止。

CP的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。这种重传的概念是很简单的，但重传时间的选择却是TCP最复杂的问题之一。

如果把超时重传 时间设置得太短，就会引起很多报文段的不必要的重传，使网络负荷增大。但若把超时重传 时间设置得过长，则又使网络的空闲时间增大，降低了传输效率。

那么，运输层的超时计时器的超时重传时间究竟应设置为多大呢？

TCP釆用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的 时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT。TCP保留了 RTT的一个加权平均往返时间RTT _s 。

每当第一次测量到RTT样本时，RTTs值就取为所测量到的RTT样本 值。但以后每测量到一个新的RTT样本，就按下式重新计算一次RTT _s ：

显然，超时计时器设置的超时重传时间RTO应略大于上面得 出的加权平均往返时间RTT _s ，所以RTO应该这样计算。

而RTT _D 是RTT的偏差的加权平均值，它与RTTs和新的RTT样本之差有关。

现在发送出一个报文段，设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过了一段时间后，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定此确认报文段 是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？

Kam算法进行修正。方法是：报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO增大一些。典型的做法是取新的重传时间为旧的重传时间的2倍。当不再发生报文段的重传时，才根据上面给出的式子计算超时重传时间。

现在还有一个问题没有讨论。这就是若收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少一些序号的数据，那么能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据？答案是可以的。选择确认就是一种可行的处理方法。

举一个例子来说明选择确认的工作原理。TCP的接收方在接收对方发送过来的数据字节流的序号不连续，结果就形成了一些不连续的字节块。

可以看出，序号1〜1000收到了，但序号1001〜1500没有收到。接下来的字节流又收到了，可是又缺少了3001〜3500。再后面从序号4501起又没有收到。

也就是说，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。

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。所谓流量控制就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。

利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP连接上实现对发送方的流量控制。

设A向B发送数据。在连接建立时，B告诉了A：“我的接收窗口rwnd = 400”。因此，发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值。

我们应注意到，接收方的主机B进行了三次流量控制。第一次把窗口减小到rwnd = 300, 第二次又减到rwnd = 100,最后减到rwnd = 0,即不允许发送方再发送数据了。这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机B重新发出一个新的窗口值为止。

TCP协议使得在发送方不发送很小的报文段的同时，接收方也不要 在缓存刚刚有了一点小的空间就急忙把这个很小的窗口大小信息通知给发送方。

在计算机网络中的链路容量（即带宽）、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络的资源。在某段时间，若对网络中某一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。这种情况就叫做拥塞，即对资源需求之和 > 可用资源。

网络拥塞往往是由许多因素引起的。简单地将处理机的速率提高或简单地扩大缓存的存储空间，可能会使上述情况缓解一些，但往往又会将瓶颈转移到其他地方。问题的实质往往是整个系统的各个部分不匹配。只有所有的部分都平衡了，问题才会得到解决。

拥塞控制与流量控制的关系密切，它们之间也存在着一些差别。拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。流量控制往往是指点对点通信量的控制，是个端到端的问题（接收端控制发送端）。

下图中横坐标是提供的负载，代表单位时间内输入给网络的分组数目。纵坐标是吞吐量，代表单位时间内从网络输出的分组数目。

实践证明，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。

从大的方面看，可以分为 开环控制 和 闭环控制 两种方法：

TCP进行拥塞控制的算法有四种，即慢开始、拥塞避免、快重传和快恢复。

为了集中精力讨论拥塞控制，我们假定：

拥塞控制也叫做基于窗口的拥塞控制。为此，发送方维持一个叫做拥塞窗口cwnd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。

发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就可以再增大一些，以便把更多的分组发送出去，这样就可以提高网络的利用率。但只要网络出现拥塞或有可能出现拥塞，就必须把拥塞窗口减小一些，以减少注入到网络中的分组数，以便缓解网络出现的拥塞。

发送方又是如何知道网络发生了拥塞呢？我们知道，当网络发生拥塞时，路由器就要丢弃分组。因此只要发送方没有按时收到应当到达的确认报文，也就是说，只要出现了超时，就可以猜想网络可能出现了拥塞。现在通信线路的传输质量一般都很好，因传输出差错而丢弃分组的概率是很小的(远小于1%)。因此，判断网络拥塞的依据就是出现了超时。

慢开始算法的思路是这样的：当主机开始发送数据时，由于并不清楚网络的负荷情况，所以如果立即把大量数据字节注入到网络，那么就有可能引起网络发生拥塞。因此我们由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。

新的RFC5681把初始拥塞窗口cwnd设置为不超过2至4个SMSS（发送方的最大报文段）的数值。慢开始规定，在每收到一个对新的报文段的确认后，可以把拥塞窗口增加最多一个SMSS的数值。

下面用例子说明慢开始算法的原理。在一开始发送方先设置cwnd = 1,发送第一个报文段M1，接收方收到后确认M1。发送 方收到对M1的确认后，把cwnd从1增大到2,于是发送方接着发送M2和M3两个报文 段。接收方收到后发回对M2和M3的确认。发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使发送方的拥塞窗口加1,因此发送方在收到两个确认后，cwnd就从2增大到4,并可发送M4〜M7共4个报文段。

与慢开始算法相辅助的算法是拥塞避免算法。

拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd缓慢地增大，即每经过一个往返时间RTT就 把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是像慢开始阶段那样加倍增长。在拥塞避免阶段，拥塞窗口 cwnd按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。

为了防止拥塞窗口 cwnd增长过大引起网络拥塞，还需要设置一个慢开始门限ssthresh 状态变量。慢开始门限ssthresh的用法如下：

下面用图片说明慢开始算法和拥塞避免算法相互配合的原理。

其中ssthresh的初始值设置为16，开始时使用慢开始算法，成指数性增长，当到达ssthresh值时，TCP协议预测可能会出现拥塞，所以开始使用避免拥塞算法，成线性增长，当发生超时重传时，立即减小拥塞窗口，重复上述步骤。

但是，有时，个别报文段会在网络中丢失，但实际上网络并未发生拥塞。如果发送方迟迟收 不到确认，就会产生超时，就会误认为网络发生了拥塞。这就导致发送方错误地启动慢开 始，把拥塞窗口cwnd又设置为1,因而降低了传输效率。

釆用快重传算法可以解决上述问题。快重传算法可以让发送方尽早知道发生了个别报文段的丢失。快重传算法首先要求接收方不要等待自己发送数据时才进行捎带确认，而是要立即发送确认，即使收到了失序的报文段也要立即发出对已收到的报文段的重复确认。

下面举一个例子来说明快重传算法的原理。接收方收到了M1和M2后都分别及时发出了确认。现假定接收方没有收到M3但却收到了 M4。本来接收方可以什么都不做。但按照快重传算法，接收方必须立即发送对M2的重复确认，以便让发送方及 早知道接收方没有收到报文段M3。发送方接着发送M5和M6。接收方收到后也仍要再次分别发出对M2的重复确认。这样，发送方共收到了接收方的4个对M2的确认，其中后3个都是重复确认。快重传算法规定，发送方只要一连收到3个重复确认，就知道接收方确实没 有收到报文段M3，因而应当立即进行重传（即“快重传”），这样就不会出现超时，发送方也不就会误认为出现了网络拥塞。

快恢复算法与快重传算法配合使用，当使用快重传算法发现是由于数据丢失而引起的超时（不是网络拥塞引起的），就使用快恢复算法，此时发送方调整门限值ssthresh=cwnd/2，同时设置拥塞窗口cwnd=ssthresh，并开始执行拥塞避免算法。

慢开始、拥塞避免、快重传和快恢复这四种算法相辅相成，构成了TCP的拥塞控制。

网络层的策略对TCP拥塞控制影响最大的就是路由器的分组丢弃策略。在最简单的情 况下，路由器的队列通常都是按照“先进先出”的规则处理到来的分组。

由于队列长度总是有限的，因此当队列已满时，以后再到达的所有分组(如果能够继续排队，这些分组都将排在队列的尾部)将都被丢弃。这就叫做尾部丢弃策略。

路由器的尾部丢弃往往会导致一连串分组的丢失，这就使发送方出现超时重传，使 TCP进入拥塞控制的慢开始状态，结果使TCP连接的发送方突然把数据的发送速率降低到 很小的数值。更为严重的是，在网络中通常有很多的TCP连接(它们有不同的源点和终 点)，这些连接中的报文段通常是复用在网络层的IP数据报中传送。在这种情况下，若发生了路由器中的尾部丢弃，就可能会同时影响到很多条TCP连接，结果使这许多TCP连接在同一时间突然都进入到慢开始状态。这在TCP的术语中称为全局同步。

为了避免发生网络中的全局同步现象，可以使用主动队列管理AQM。

所谓“主动”就是不要等到路由器的队列长度已经达到最大值时才不得不丢弃后面到达的分组。这样就太被动了。应当在队列长度达到某个值得警惕的数值时 (即当网络拥塞有了某些拥塞征兆时)，就主动丢弃到达的分组。这样就提醒了发送方放慢发送的速率，因而有可能使网络拥塞的程度减轻，甚至不出现网络拥塞。

TCP是面向连接的协议。运输连接是用来传送TCP报文的。TCP运输连接的建立和释放是每一次面向连接的通信中必不可少的过程。因此，运输连接就有三个阶段，即：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。

在TCP连接建立过程中要解决以下三个问题：

TCP连接的建立釆用客户服务器方式。主动发起连接建立的应用进程叫做客户，而被动等待连接建立的应用进程叫做服务器。

TCP建立连接的过程叫做握手，握手需要在客户和服务器之间交换三个TCP报文段。

下面举一个例子来说明TCP建立连接的过程。假定主机A运行的是TCP客户程序，而B运行TCP服务器程序。最初两端的TCP进程都处于CLOSED（关闭）状态。图中在主机下面的方框分别是TCP进程所处的状态。请注意，在本例中，A主动打开连接，而B被动打开连接。

一开始，B的TCP服务器进程先创建传输控制块TCB，准备接受客户进程的连接请求。然后服务器进

❹ 计算机网络_运输层

在IP层看来，通信的两端是两个主机，IP数据报的首部明确的标志了这两个主机的IP地址。但是两个主机之间的通信这种说法还不够清楚，这是因为真正进行通信的实体是在主机中的 进程 ，是两个进程之间在交换数据。从而引出了运输层，从运输层的角度看来， 通信的真正端点并不是主机而是主机中的进程 （端到端的通信）。

在一个主机中经常有多个应用进程同时分别和另一个主机的多个应用进程通信。这就表明了运输层有一个很重要的功能， 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。

TCP/IP 的运输层有两个不同的协议：

由此可见两个计算机中的进程要相互通信，不仅要知道对方的IP地址，还要知道对方的端口号。

如果接收方UDP发现收到的报文中的目的端口号不正确（即不存在对应于该端口的号的应用进程），就丢弃该报文，并由网际控制报文协议ICMP发送 端口不可达 差错报文给发送方。

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得到一个临时的数据报，它不向下传递也不向上递交。 伪首部仅仅是为了计算检验和 。

UDP计算检验和的方法和IP数据报首部检验和方法相类似。但不同的是，IP数据报的检验和 只检验IP数据报的首部 ，但UDP的检验和是 把首部和数据部分一起检验

计算UDP检验和的例子：

在发送方，先把全0放入检验和字段，再把伪首部以及UDP用户数据报看成是许多16位的字串接起来。若UDP用户报的数据部分不是偶数个字节，则要填入一个全零字节（先不发送）。然后按照 二进制反码 计算出这些16位字的和。将此和的二进制反码写入 检验和字段 后，就发送这样的UDP数据报。在接收方，把收到的UDP数据报连通伪首部（以及可能填充全零字节）一起，按二进制反码求这些16位字的和。当无差错时其结果应为全1（原本的检验和为0，封装成数据报后再次相加的时候就多个检验和反码相加，所以无差错时结果为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发送的报文段是交给IP层传输的。但IP层只提供尽最大努力服务，也就是说，TCP下面的网络所提供的是不可靠传输，因此，TCP必须采用适当的措施才能使得两个运输层之间的通信变得可靠。

在这样的理想传输条件下，不需要采取任何措施就能够实现可靠传输。然而实际的网络都不具备以上两个理想的条件。但我们可以使用一些可靠传输协议，当出现差错时让发送方重传出现差错的数据，同时在接收方来不及处理收到的数据时，及时告诉发送方适当的降低发送数据的速度，这样一来，本来是不可靠的传输信道就能够实现可靠传输。

停止等待协议的优点是简单，但缺点是 信道利用率 太低。

假定AB之间有一条直通的信道来传送分组

这里的TD是A发送分组所需要的时间（显然TD = 分组长度 / 数据速率）再假定TA是B发送确认分组所需要的时间（A和B处理分组的时间都忽略不计）那么A在经过TD+RTT+TA时间后才能发送下一个分组，这里的RTT是往返时间，因为只有TD是采用来传输有用的数据（这个数据包括了分组首部，如果可以知道传输更精确的数据的时间，可以计算的更精确），所有信道利用率为

为了提高传输效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用 流水线传输 ：就是发送方可以 连续的发送多个分组 ，不必每发完一个分组就停下来等待对方的确认。这样可使信道上一直有数据不间断地在传送。显然这种传输方式可以获得很高的信道利用率

当时使用流水线传输时，就要使用下面介绍的 连续ARQ协议 和 滑动窗口协议

滑动窗口协议比较复杂，是TCP协议的精髓所在，在这里先给出ARQ协议最基本的概念，但不涉及到许多细节问题。

位于发送窗口的分组都可以连续的发送出去，而不需要等待对方的确认，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。

详细可以见P201

TCP虽然是面向字节流的，但是TCP传送的数据单元却是报文段（可以看上述TCP面向流的概念），而且TCP的 全部功能都体现在它的首部中各个字段 。

详解请见P206，注意图中的后沿，前沿

从下图可以看出来，要描述一个发送窗口的状态需要三个指针：P1，P2，P3

有很多信息见P208，这里不赘述

发送方的应用进程把字节流写入TCP的发送缓存，接收方的应用进程从TCP的接收缓存中读取字节流。下面进一步讨论前面讲的 窗口和缓存 的关系

发送缓存

发送窗口通常只是发送缓存的一部分，已被确认的数据应当从发送缓存中删除，因此 发送缓存和发送窗口的后沿是重合 的。发送应用程序最后写入发送缓存的字节减去最后被确认的字节，就是还保留在发送缓存中被写入的字节。发送应用程序必须控制写入缓存的速率，不能太快 ，否则发送缓存就会没有存放数据的空间。

如果收到的分组被检测出有差错，则要丢弃。如果接收应用程序来不及读取收到的数据，接收缓存最终就会被填满，使接收窗口减少到零。反之，如果接收应用程序能够及时从接收缓存中读取收到的数据，接收窗口就可以增大，但最大不能超过接收缓存的大小。

TCP才用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT。

TCP 保留了 RTT 的一个 加权平均往返时间 RTTs （这又称为平滑（smooth）的往返时间，因为是加权平均，所以是平滑的）。
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：

显然，RTO 应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTTs
RFC 2988 建议使用下式计算 RTO：

RTTD 是 RTT 的 偏差的 加权平均值，他与RTTs和新的RTT样本之差有关。
RFC 2988 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：

β是个小于 1 的系数，其推荐值是 1/4，即 0.25。

为了解决上面那个问题，Karn提出了一个算法

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。 **

但是，这又有了新的问题、设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据Karn算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。

报文段每重传一次，就把 RTO 增大一些：

系数 γ 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。

接收方收到了和前面的字节流 不连续 *的两个字节块（只是未按序号，它是无差错的）

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。

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。

详见P211

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(flow control)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。

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）”。 看下TCP首部窗口字段的用处

接收方的主机B一共进行了3次流量控制（蓝线）

考虑一种情况，B向A发送了零窗口的报文段后不久，B的接收缓存又有了一些存储空间。于是B向A发送了rwnd = 400的报文段，然而这个报文段在传输过程中丢失了。A一直等收到B发送非零窗口的通知，B也一直等A发送数据来，就形成了 死锁 。下面的 持续计时器 就是为了打破死锁僵局的

应用进程把数据传送到TCP发送缓存后，剩下的发送任务就由TCP来控制了。可以用不同的机制来控制 TCP 报文段的发送时机:

至于如何控制发送的 时机 详见P213

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

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。

解决拥塞的要点是 平衡 ，要让整个系统的性能想匹配（P214）。

横坐标为 提供的负载 ，代表单位时间内输入给网络的分组的数目（也叫作输入负载或网络负载），纵坐标是 吞吐量 ，代表单位时间内从网络输出的分组数目。

由于缺少缓存空间而被丢弃的分组的百分数，平均队列长度，超时重传的分组数，平均分组时延，分组时延的标准差等，这些指标的上升都标志着拥塞的增长。

方便起见，我们用 报文段的个数 作为窗口大小的单位

慢开始门限 ssthresh 的用法如下：

拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，即每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长 ，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢很多。

网络出现拥塞时

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。

发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 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。

下面的执行步骤就是按照折现上的点的顺序

❺ 计算机网络作业问题，传输层问题，在线等

（1）当采用GBN协议时，由派弊GBN协议可扒胡得：
主机A共发送了9个报文段，首先发送报文段1,2,3,4,5，当报文2丢失后，重发报文段2,3,4,5共9个；
主机B共发送8个ACK，首先发送ACK1,2丢失，因此对于3,4,5都发送ACK1共4个ACK1，后对于重传的2,3,4,5，则发送ACK2，ACK3，ACK4，ACK5，一共8个ACK。
当采用SR协议时，由SR协议可得：
主机A共发送了6个报文段，首先发送报文段1,2,3,4,5，当报文2丢失后，重发报文段2共6个报文段；
主机B共发送5个ACK，首先发送ACK1，ACK3，ACK4，ACK5，对于重发的报文段2，则发送ACK2共5个ACK。
当采用TCP协议时，由TCP协议可得：
主机A共发送了6个报文段，首先发送报文段1,2,3,4,5，当报文2丢失后，重发报文段2共6个报文段；
主机B共发送5个ACK，首尘此族先发送4个ACK2，重传后发送一个ACK6一共5个ACK。
（2）采用TCP协议可在最短的时间间隔内成功交付5个报文段，因为TCP有快速重传机制，即在未超时情况下就开始重传丢失的2号报文段。

❻ 试说明运输层在协议栈中的地位和作用，运输层的通信和网络层的通信有什么重要区别

运输层地位：是面向网络通信的低三层协议。

运输层作用：运输层负责端到端的通信，既是七层模型中负责数据通信的最高层，又是面向网络通信的低三层和面向信息处理的最高三层之间的中间层。

运输层跟网络层的区别：

一、七层位置不同

1、运输层：利用网络层子系统提供给服务去开发本层的功能，并实现本层对会话层的服务。

2、网络层：位于物联网三层结构中的第二层，其功能为“传送”，即通过通信网络进行信息传输。

二、通信解决问题不同

1、运输层：解决的是计算机程序到计算机程序之间的通信问题，即所谓的“端”到运输层“端”的通信。

2、网络层：是实现两个端系统之间的数据透明传送，具体功能包括寻址和路由选择、连接的建立、保持和终止等。它提供的服务使传输层不需要了解网络中的数据传输和交换技术。如果您想用尽量少的词来记住网络层，那就是“路径选择、路由及逻辑寻址”。

三、服务协议特点不同

1、运输层：用户数据报协议UDP(User Datagram Protocol)：提供无连接服务；传输控制协议TCP(Transmission Control Protocol)：提供面向连接服务。

2、网络层：网络层的核心是IP协议，它是TCP/IP协议族中最主要的协议之一。IP协议非常简单，仅仅提供不可靠、无连接的传送服务。IP协议的主要功能有：无连接数据报传输、数据报路由选择和差错控制。

❼ 运输层知识要点——谢希仁《计算机网络》

为了在计算机网络中有条不紊地交换数据，就必须遵守一些事先约定好的规则。这些规则明确规定了所 交换数据的格式 以及有关的 同步 问题。

同步的含义：在一定条件下应当发生什么事件，因而含有时序的意思。

网络协议：为进行网络中的数据交换而建立的规则、标准或约定。

网络协议由以下三个要素组成：

   1）语法：即数据与控制信息的结构或格式

   2）语义：即需要发出何种控制信息，完成何种动作以及做出何种反应

   3）同步：即事件实现顺序的详细说明

一、运输层协议的概述

   1.1 进程之间的通信

   1.2 运输层的两个主要协议

   1.3 运输层的端口

二、用户数据报协议UDP

   2.1 UDP概述

   2.2 UDP的首部格式

三、传输控制协议TCP概述

   3.1 TCP的最主要的特点

   3.2 TCP的连接

四、可靠传输的工作原理

   4.1 停止等待协议

   4.2 连续ARQ协议

五、TCP报文段的首部格式

六、TCP可靠传输的实现

   6.1 以字节为单位的滑动窗口

   6.2 超时重传时间的选择

   6.3 选择确认SACK

七、TCP的流量控制

   7.1 利用滑动窗口实现流量控制

   7.2 必须考虑传输效率

八、TCP的拥塞控制

   8.1 拥塞控制的一般原理

   8.2 几种拥塞控制方法

   8.3 随机早期检测RED

九、TCP的运输连接管理

   9.1 TCP的连接建立

   9.2 TCP的连接释放

   9.3 TCP的有限状态机

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1.1 进程之间的通信

1.只有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了下三层的功能

2.两个主机进行通信就是两个主机中的应用进程互相通信。从运输层的角度看，通信的真正端点并不是主机而是主机中的进程。（IP协议能把分组送到目的主机）

网络层时为主机之间提供逻辑通信，而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。

3.运输层一个重要功能——复用、分用。 （应用进程复用、分用运输层）

1.2 运输层的两个主要协议

1.UDP—User Datagram Protocol 用户数据报协议（无连接）：DNS/RIP/DHCP/SNMP/NFS

TCP—Transmission Control Protocol 传输控制协议（面向连接）：SMTP/TELNET/HTTP/ FTP

1.3 运输层的端口

问题：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，就必须使用统一的方法（而这种方法必须与特定操作系统无关）对TCP/IP体系的应用进程进行标识。

为什么不用进程号来区分？（第一，不同操作系统的进程标识符不同；第二，用功能来识别，而不是进程，例如邮件服务功能，而不管具体是哪个进程）

解决方案：在运输层使用协议端口号，即端口。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。（端口号只具有本地意义，只是为了标识本计算机应用层中各个进程在和运输层交互时的层间接口。）

端口分为两大类：

1）服务器使用的端口号：熟知端口号或系统端口号（0~1023）；登记端口号（1024~49151）

2）客户端使用的端口号：49152~65535

2.1 UDP概述

1.UDP只在IP的数据报服务至上增加了很少一点功能，就是复用、分用以及差错检测功能

2.特点

   1）无连接

   2）尽最大努力交付

   3）面向报文 （不合并、不拆分、保留这些报文的边界）

   4）UDP没有拥塞控制

   5）UDP支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信

   6）UDP的首部开销小，只有8字节

应用进程本身可以在不影响应用的实时性的前提下，增加一些提高可靠性的措施，如采用前向纠错或重传已丢失的报文。

2.2 UDP的首部格式

1.traceroute 让发送的UDP用户数据报故意使用一个非法的UDP端口号，接收方丢弃报文，并由ICMP（网络控制报文协议）发送“端口不可达”差错报文给发送方。

2.计算检验和。IP数据报的校验和只检验IP数据报的首部，但UDP的校验和是把首部和数据部分一起都检验。（12字节的首部+真正的首部+数据来进行校验和的计算）

   Q1.为什么计算校验和要加12字节的伪首部

   Q2.计算校验和的原理是什么？

3.1 TCP的最主要的特点

1.面向连接的运输层协议（建立连接、传输数据、释放连接）

2.点对点，每一条TCP连接只能有两个端点

3.可靠交付（无差错、不丢失、不重复、并且按序到达）

4.全双工通信。TCP连接的两端都设有发送缓存和接收缓存。

5.面向字节流。（流指的是流入到进程或从进程流出的字节序列；面向字节流：TCP把应用程序交下来的数据看成是一连串的无结构字节流。 接收方的应用程序必须有能力识别接收到的字节流，把它还原成有意义的应用层数据。 因此TCP可以根据窗口值和当前网络状况调整发送的报文长度。划分短一点，或者积累到足够多再发送出去。）

3.2 TCP的连接

1.TCP把连接作为最基本的抽象。

2.每一条TCP连接有两个端点。TCP连接的端点叫作套接字。

   套接字soket = （IP地址：端口号）

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。

   TCP连接 ::= {socket1, socket2}

理想的传输条件有以下两个特点：

   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

实际的网络并不具备，因此：

   1）出现差错时，让发送方重传

   2）接收方来不及处理时，及时告诉发送方适当降低发送数据的速度

4.1 停止等待协议

1.“停止等待”就是没发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认，在收到确认后再发送下一个分组。

2.超时重传。在每发完一个分组就设置一个超时计时器，如果在超时计时器之前收到对方的确认，就撤销已设置的超时计时器。如果未收到，就认为刚才的分组丢失，并重传。

3.三种情况：A发送的分组出错、丢失；B发送的确认丢失；B发送的确认迟到

确认丢失：B丢弃重复的分组，向A重传确认

确认迟到：A丢弃重复的确认，B丢弃重复分组，并向A重传确认

4.常称为自动重传请求ARQ，重传时自动进行的（超时即重传）

5.缺点：信道利用率太低

   U=Td/(Td+RTT+Ta)

为了提高传输效率，发送方不使用停止等待协议，而是采用流水线传输。流水线传输就是发送发可连续发送多个分组，不必等每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。（连续ARQ协议和滑动窗口协议）

4.2 连续ARQ协议

1.位于发送窗口内的分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。

2.累积确认：接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认。

3.缺点：Go-back-N （发送前5个分组，第3个分组丢失，后面三个要重传）

1.源端口和目的端口

2.序号。 每个字节都按顺序编号。

3.确认号。 期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号。

若确认号=N，则表明：到序号N-1为止的所有数据都已正确收到。

4.数据偏移。 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（也即TCP报文段首部长度）。由于首部中还有长度不确定的选项字段，因此数据偏移字段是必要的。

5.窗口。窗口字段明确指出了现在允许对方发送的数据量。窗口值是经常在动态变化着。

6.1 以字节为单位的滑动窗口

1.发送缓存用来暂存：

   1）发送应用程序传送给发送方TCP准备发送的数据；

   2）TCP已发送但未收到确认德尔数据

2.接收缓存用来存放：

   1）按序到达的、但尚未被接收应收程序读取的数据；

   2）未按序到达的数据

3.注意三点：

   1）A的发送窗口是根据B的接收窗口设置的，但是在同一时刻，由于网络传输的滞后，A的发送窗口并不总是B的接收窗口一样大

   2）TCP通常对不按序到达的数据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

   3）TCP接收方有累计确认功能（不能过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传）

6.2 超时重传时间的选择

1.超时重传时间设置太短，会引起很多不必要的重传；如果设置太长，使网络的空闲时间增大，降低传输效率。

2.新的RTTs = (1-a)x(旧的RTTs) + ax（新的RTT样本），其中RTT样本的时间为：记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认时间，时间差就是报文段的往返时间RTT。

3.RTO = RTTs + 4 x RTTd，其中RTO为超时重传时间，RTTd是RTT的偏差的加权平均值。

新的RTTd = (1-b) x （旧的RTTd）+ b x |RTTs - 新的RTT样本|

4.一个问题：发送一个报文段，设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过一段时间，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？

1）解决方法1，在计算加权平均值RTTs时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。

引入的问题：报文段的时延突然增大的情况

2）解决方法2，报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO增大一些（一般是2倍）。当不在发生报文段的重传时，再根据加权平均计算。

6.3 选择确认SACK

SACK文档并没有指明发送发应当怎样响应SACK。因此大多数的实现还是重传所有未被确认的数据块。

7.1 利用滑动窗口实现流量控制

1.流量控制：就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。

2.利用滑动窗口机制可很方便地在TCP连接上实现对发送方的流量控制。发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值。

3.死锁情况：B向A发送了零窗口的报文段后不久，B又有了一些缓存空间，因此B向A发送rwnd = 400.然而该报文段在传送过程中丢失。A一直等待B发送的非零窗口的通知，B也一直等待A发送的数据。（ 窗口通知不超时重传？为什么？ ）

解决方法：TCP为每个连接设有一个持续计时器。只要一方收到对方的零窗口通知，就启动计时器。计时器到期后，发送一个零窗口探测报文段，而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。若仍为零，收到报文段的一方重新设置持续计时器。

7.2 必须考虑传输效率

1.应用程序把数据传送到TCP的发送缓存后，剩下的发送任务就由TCP来控制了。

2.三种不同的机制来控制TCP报文段的发送时机：

   1）TCP维持一个变量，它等于最大报文段长度MSS，只要缓存中的存放的数据达到MSS，就组装成一个TCP报文段发送出去

   2）由发送方的应用进程指明要求发送报文段，即TCP支持推送操作

   3）发送方设置一个定时器

3.问题一、若用户只发送一个字节，则非常浪费带宽。

解决方法：若发送应用程序把要发送的数据逐个字节地送到TCP的发送缓存，则发送方就把第一个数据字节先发送出去，把后面到达的数据字节都缓存起来。当发送方收到对第一个数据字符的确认后，再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文段发送出去。（采用收到确认就发送+并开始缓存的方式；同时当到达的数据已达到发送窗口大小的一半或已达到报文段的最大长度时，就立即发送一个报文段。）

4.问题二、糊涂窗口综合症。接收缓存已满，应用程序一次只读取一个字节，然后向发送方发送确认。

解决方法：让接收方等待一段时间，使得接收缓存已有足够空间容纳一个最长的报文段，或者等到接收缓存已有一半空闲的空间。则接收方就发出确认报文。

8.1 拥塞控制的一般原理

1.拥塞的定义：对资源的需求 > 可用资源。 在计算机网络中的链路带宽、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络中的资源。

2.拥塞解决不能靠解决某一个部分的问题。因为这会将瓶颈转移到其他地方。问题的实质往往是整个系统的各个部分不匹配。只有所有部分都平衡了，问题才会得到解决。

3.拥塞控制与流量控制的比较。

   1）拥塞控制：防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。

   拥塞控制有个前提：网络能够承受现有的网络负荷

   拥塞控制是一个全局性过程。（发送拥塞时，不知道在某处、什么原因造成的）

   2）流量控制：点对点通信量的控制，是个端到端的问题

   流量控制：抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。

4.寻找拥塞控制的方案无非就是使不等式 “对资源的需求 > 可用资源 ”不再成立的条件。但是必须考虑该措施带来的其他影响。

5.计算机网络是个复杂的系统。从控制理论的角度来看拥塞控制，可以分为开环控制和闭环控制两种方法。

   1）开环控制：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。但一旦系统运行起来，就不再中途改正。

   2）闭环控制：基于反馈环路。

   步骤一、监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生；

   步骤二、把拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方

   步骤三、调整网络系统的运行以解决出现的问题

8.2 几种拥塞控制方法（只考虑网络拥塞程度，即假设接收方总是有足够大的缓存空间）

1.慢开始和拥塞避免

1）发送方维持一个拥塞窗口。

   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。

   控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口增大；如果网络出现拥塞，则减小。

2）慢开始的思路：由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。每收到一个对新的报文段的确认，把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。（没经过一个传输轮次，拥塞窗口cwnd就加倍）

轮次：把拥塞窗口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字节的确认。

慢开始的“慢”并不是指cwnd的增长速率慢，而是指TCP开始发送报文段时先设置cwnd=1（一个MSS数值）。

3）慢开始门限ssthresh

   为防止拥塞窗口增长过大，引入一个慢开始门限ssthresh。

   当cwnd < ssthresh时，使用上述的慢开始算法

   当cwnd > ssthresh时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法

4）拥塞避免算法

思路：让拥塞窗口cwnd缓慢增大，即没经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd增加1，而不是加倍。

5）慢开始门限的设置

只要发送方判断网络出现拥塞（没有按时收到确认），就把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时发送方窗口值的一半，然后把拥塞窗口cwnd重置为1，执行慢开始算法。

6）乘法减小和加法增大

乘法减小：网络出现拥塞时，把慢开始门限ssthresh减半（当前的ssthresh的一半），并执行慢开始算法。

加法增大：执行拥塞避免方法

2.快重传和快恢复

1）快重传（尽快重传未被确认的报文段）

首先，要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认。（如接收方收到了M1和M2后都分别发出了确认，但接收方没有收到M3但接着收到了M4。此时接收方立即发送对M2的重复确认。）

其次，发送方只要一连收到三个重复确认，就应当立即重传对方尚未收到的报文段M3.

2）快恢复

要点一、当发送方连续收到三个重复确认，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限ssthresh减半。

要点二、由于发送方认为网络很可能没有发生拥塞（因为收到了连续的重复确认），把cwnd设置为慢开始门限ssthresh减半后的值，然后开始执行拥塞避免算法

慢开始算法只在TCP连接建立时和网络出现超时才使用。

3.发送方的窗口

发送方窗口的上限值 = Min [rwnd, cwnd]

8.3 随机早期检测RED（IP层影响TCP层的拥塞控制）

1.网络层的分组丢弃策略

网络层的策略对TCP拥塞控制影响最大的就是路由器的分组丢弃策略。

如果路由器队列已满，则后续到达的分组将都被丢弃。这就叫做尾部丢弃策略。

2.全局同步

由于TCP复用IP，若发生路由器中的尾部丢弃，就可能会同时影响到很多条TCP连接，结果就使许多TCP连接在同一时间突然都进入到慢开始状态。全局同步使得全网的通信量突然下降了很多，网络恢复正常后，其通信量又突然增大很多。

3.随机早期检测RED

使路由器的队列维持两个参数，即队列长度最小门限THmin和最大门限THmax。当每一个分组到达时，RED就先计算平均队列长度Lav。RED算法是：

1）若平均队列长度小于最小门限THmin，则把新到达的分组放入队列进行排队

2）若平均队列长度超过最大门限THmax，则把新到达的分组丢弃

3）若平均队列长度在最小门限THmin和最大门限THmax之间，则按照某一概率p将新到达的分组丢弃。

随机体现在3），在检测到网络拥塞的早期征兆时（即路由器的平均队列长度超过一定的门限值时），就先以概率p随机丢弃个别的分组，让拥塞控制只在个别的TCP连接上进行，因而避免发生全局性的拥塞控制。

4.平均队列长度Lav和分组丢弃概率p

Lav = (1-d) x (旧的Lav) +d x (当前的队列长度样本)

p = ptemp / (1- count x ptemp)

ptemp = pmax x (Lav - THmin) / (THmax - THmin)

TCP时面向连接的协议。

运输连接就有三个阶段：连接建立、数据传送和连接释放

运输连接的管理：使运输连接的建立和释放都能正常地进行。

在TCP连接建立过程中要解决以下三个问题：

   1）要使每一方能够确知对方的存在

   2）要允许双方协商一些参数（如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳等等）

   3）能够对运输实体资源（如缓存大小、连接表中的项目等）进行分配

9.1 TCP的连接建立

1.TCP规定，SYN=1报文段不能携带数据，但消耗一个序号

2.TCP规定，ACK=1报文段可以携带数据，如果不携带数据则不消耗序号

3.为什么A还要发送一次确认？为了防止已失效的连接请求报文突然又传送到B，因而产生错误。

“已失效的连接请求报文段”

A发出第一个连接请求报文段，在网络中滞留超时，又发出了第二个连接请求。但B收到第一个延迟的失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出了一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立。此时A不会理睬B的确认，也不会发数据，但B一直等A发送数据，B的许多资源就浪费了。

采用三次握手，A不会向B发送确认，因此B就知道A并没有要求建立确认。

9.2 TCP的连接释放

1.TCP规定，FIN报文段基石不携带数据，也消耗一个序号

2.第二次握手后，TCP通知高层应用程序，因而从A到B这个方向的连接就释放，TCP连接处于半关闭状态

3.为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间

  1）为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。因为ACK可能丢失，此时B可能会超时重传，然后A重传确认，并重新启动2MSL计时器

  2）防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。可以使本连接持续时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。

9.3 TCP的有限状态机

❽ 计算机网络问题12题,高分悬赏`快快快

[第一题]：,中继器是物理层上的网络互连设备，它的作用是重新生成信号（即对原信号进行放大和整形）。
中继器(Repeater)又称重发器，是一种最为简单但也是用得最多的互连设备。中继器仅适用于以太网，可将两段或两段以上以太网互连起来。中继器只对电缆上传输的数据信号再生放大，再重发到其它电缆段上。对链路层以上的协议来说，用中继器互连起来的若干段电缆与单根电缆并无区别(除了中断器本身会引起一定的时间延迟外)。

网桥(BRIDGE)工作在数据链路层，将两个局域网（LAN）连起来，根据MAC地址（物理地址）来转发帧，可以看作一个“低层的路由器”（路由器工作在网络层，根据网络地址如IP地址进行转发）。它可以有效地联接两个LAN，使本地通信限制在本网段内，并转发相岁枝此应的信号至另一网段，网桥通常用于联接数量不多的、同一类型的网段。网桥通常有透明网桥和源路由选择网桥两大类

路由就是指通过相互连接的网络把信息从源地点移动到目标地点的活动。一般来说，在路由过程中，信息至少会经过一个或多个中间节点。通常，人们会把路由和交换进行对比，这主要是因为在普通用户看来两者所实现的功能是完全一样的。其实，路由和交换之间的主要区别就是交换发生在OSI参考模型的第二层（数据链路层），而路由发生在第三层，即网络层。这一区别决定了路由和交换在移动信息的过程中需要使用不同的控制信息，所以两者实现各自功能的方式是不同的
他们分别工作在物理层、数据链路层、网络层

[第二题]： TCP和UDP是TCP/IP协议中的两个传输层协议，它们使用IP路由功能把数据包发送到目的地，从而为应用程序及应用层协议（包括：HTTP、SMTP、SNMP、FTP和Telnet）提供网络服务。TCP提供的是面向连接的、可靠的数据流传输，而UDP提供的是非面向连接的、不可靠的数据流传输。面向连接的协议在任何数据传输前就建立好了点到点的连接。ATM和帧中继是 面向连接的协议，但它们工作在数据链路层，而不是在传输层。普通的音频电话也是面向连接的。

[第三题]：为保证公用网的高可靠性，X.25采用三层协议，以虚电路技术构造了一个可靠的确认型的面向连接的公用网络。在X.25网内每两个节点之间的数据传送都要经过校验和确认，实现出错重发机制，并在网络层和数据链路层都采用了可搭袭靠性措施。
缺点是X.25由于要对分组层进行层间操作，对报文进行分组和重组，对相邻节点间都要有确认和重发，因而消耗大量网络资源，增加了时延。
（习题答案，绝对正确，我这样答得满分）

[第四题]:为什么以太网与令牌环网不适用于广域网?
因为以太网与令牌环网属于局域网技术，而局域网技术是为一个地点的计算机之间的联网而设计的，它提供了少量的计算机之间的网络通信，其最致命的限制是它的规模，即一个LAN不能处理任意多的计算机，也不能连接分布在任意多地点的计算机。
而广域网的特点是可以不断扩展，以满足跨越广阔地域的多个地点、每个地点都有多个计算机之间联网的需要。不仅如此，广域网还应有足够的能力，使得联向的多个计算机能同时通信。

[第五题]：什么是网络管理，网络管理的主要功能又是什么。
网络管理是关于规划、监督、设计和控制网络资源的使用和网络的各种活动。网络管理的基本目标是将所有的管理子系统集成在一起，向管理员提供单一的控制方式。
网络管理的五大功能是：配置管理、故障管理、性能管理、安全管理及计费管理。

[第六题]：1)由物理层、链路层，网络层、运输层、应用层组成
(2)物理层主要是为链路层提供一个物理连接，以便“透明”的传送比特流。
(3)链路层主要是实现与“相邻节点”的无差错通信。
(4)网络层主要是在端节点和端节点之间实现正确无误的信息传送。
(5)运输层主要是完成从终端端点到另一终端端点的可靠传输服务。
(6)应用层是向网络使用者提供一个方便有效的网络应用环境。

[第七题]：服务和协议的概念，及其相乎迅互之间的关系
答：服务，本层向上一层提供的一组功能支持，它定义本层准备好代表其用户执行什么操作，但不管它们的具体实现。
协议，定义同层对等实体之间数据包交换格式和含义的一组规则，实体根据协议实现服务

[第八题]：为什么以太网与令牌环网不适用于广域网?
因为以太网与令牌环网属于局域网技术，而局域网技术是为一个地点的计算机之间的联网而设计的，它提供了少量的计算机之间的网络通信，其最致命的限制是它的规模，即一个LAN不能处理任意多的计算机，也不能连接分布在任意多地点的计算机。
而广域网的特点是可以不断扩展，以满足跨越广阔地域的多个地点、每个地点都有多个计算机之间联网的需要。不仅如此，广域网还应有足够的能力，使得联向的多个计算机能同时通信。
（楼主这题重复了）

[第九题]：什么是网络管理，网络管理的主要功能又是什么。
网络管理是关于规划、监督、设计和控制网络资源的使用和网络的各种活动。网络管理的基本目标是将所有的管理子系统集成在一起，向管理员提供单一的控制方式。
网络管理的五大功能是：配置管理、故障管理、性能管理、安全管理及计费管理。
（楼主你太急了，这个和第5题重复了，不要着急）

[第十题]：为什么TCP/IP协议对Internet很重要?
因为Internet具有的特点，需要解决网络传输中数据报丢失和延迟问题，而在TCP/IP协议系列中，传输控制协议TCP比其他通用的传输协议提供了可靠的传输服务。具体说TCP提供一个完全可靠的(没有数据重复或丢失)、面向连接的、全双工的流传输服务。允许两个应用程序建立一个连接，并在任何一个方向上发送数据，然后终止连接。每一TCP连接可靠地建立，完美地终止，在终止发生之前的所有数据都会被可靠地传递。而可靠性是因特网很多应用的基础，所以TCP/IP协议对Internet的重要性是不言而喻的。

[第十一题]：简述计算机网络的主要特点是什么，以及由哪些部分构成计算机网络的组成结构
(1)计算机网络的主要特点是：用通信信道把拥有信息、硬件资源的计算机相互连接起来，共享网上的各种资源。
(2)由计算机网络的通信子网、计算机网络的高层服务、计算机网络的应用服务三部分组成。

[第十二题]：简述什么是单工通信、双工通信、半双工通信，并各举一个实际应用的例子
答：所谓单双工通信是指信息始终是一个方向的通信。听广播和看电视就是单双工通信的典型例子。
所谓半双工通信是指信息流可以在两个方向传输，但同一时刻只限于一个方向的传输。对讲机记得通信就是半双工通信
所谓全双工通信是指同时可以作双向的通信，即通信的一方在发送信息的同时也能接受信息。计算机和计算机之间的通信多为全双工通信，QQ聊天、打电话都是典型的例子

（先发给你了，我做了好久，怕你等不及了，一会再补充，除了第二题可能有点多外，其他的都是习题答案，找个1个小时才做完，很汗）

❾ 计算机网络体系结构及协议之运输层

3.5.1运输层

1.运输层在中的地位和作用

OSI七层模型中的物理层、数据链路层和网络层是面向网络通信的低三层协议。运输层负责端到端的通信,既是七层模型中负责数据通信的层,又是面向网络通信的低三层和面向信息处理的高三层之间的中间层。运输层位于网络层之上、会话层之下,它利用网络层子系统提供给它的服务去开发本层的功能,并实现本层对会话层的服务。
运输层是OSI七层模型中最重要、最关键的一层,是惟一负责总体数据传输和控制的一层。运输层的两个主要目的是:第一,提供可靠的端到端的通信;第二,向会话层提供独立于网络的运输服务。
在讨论为实现这两个目标所应具有的功能之前,先考察一下运输层所处的地位。首先,运输层之上的会话层、表示层及应用层均不包含任何数据传输的功能,而网络层又不一定需要保证发送站的数据可靠地送至目的站;其次,会话层不必考虑实际网络的结构、属性、连接方式等实拍则现的细节。
根据运输层在七层模型中的目的和地位,它的主要功能是:对一个进行的对话或连接提供可靠的运输服务,在通向网络的单一物理连接上实现该连接的复用,在单一连接上提供端到端的序号与流量控制、端到端的差错控制及恢复等服务。
运输层反映并扩展了网络层子系统的服务功能,并通过运输层地址提供给高层用户传输数据的通信端口,使系统间高层资源的共享不必考虑数据通信方面的问题。

2.运输服务

运输层的服务包括的内容有:服务的类型、服务的等级、数据传输、用户接口、连接管理、快速数据传输、状态报告、安全保密等。
(1)服务类型。型贺帆运输服务有两大类,即面向连接的服务和无连接的服务。面向连接的服务提供运输服务用户之间逻辑连接的建立、维持和拆除,是可靠的服务,可提供流量控制、差错控制和序列控制。无连接服务即数据报服务,只能提供不可靠的服务。
需要说明的是,面向连接的运输服务与面向连接的网络层服务十分相似,两者都向用户提供连接的建立、维持和拆除,而元连接的运输服务卜雹与元连接的网络层服务也十分相似。那么,既然运输层服务与网络层服务如此相似,又为什么要将它们划分成两个层次呢?前面章节已经介绍过,网络层是通信子网的一个组成部分,网络服务质量并不可靠,如会频繁地丢失分组、网络层系统可能崩溃或不断地进行网络复位。对于这些情况,用户将束手无策,因为用户不能对通信子网加以控制,因而无法采用更优的通信处理机来解决网络服务质量低劣的问题,更不能通过改进数据链路层纠错能力来改善它。解决这一问题的惟一可能办法就是在网络层之上增加一层运输层。运输层的存在,使运输服务比网络服务更可靠,分组的丢失、残缺、甚至网络的复位均可被运输层检测出来,并采取相应的补救措施。而且,因为运输服务独立于网络服务,可以采用一种标准的原语集作为运输服务,而网络服务则随不同的网络可能有很大的不同。因为运输服务是标准的,用运输服务原语编写的应用程序能广泛适用于各种网络,因而不必担心不同的通信子网所提供的不同的服务及服务质量。
(2)服务等级。运输协议实体应该允许运输层用户能选择运输层所提供的服务等级,以利于更有效地利用所提供的链路及互连网络的资源。可供选择的服务包括差错和丢失数据的程度、允许的平均延迟和延迟、允许的平均吞吐率和最小吞吐率以及优先级水平等。根据这些要求可将运输层协议服务等级细分为以下四类:
①可i靠的面向连接的协议;
②不可靠的无连接协议;
③需要定序和定时传输的话音传输协议:
④需要快速和高可靠的实时协议。
(3)数据传输。数据传输的任务是在两个运输实体之间传输用户数据和控制数据。一般采用全双工服务,个别也可采用半双工服务。数据可分为正常的服务数据分组和快速服务数据分组两种,对快速服数据分组的传输可暂时中止当前的数据传输,在接收端用中断方式优先接收。
(4)用户接口。用户接口机制可以有多种方式,包括采用过程调用、通过邮箱传输数据和参数、用DMA方式在主机与具有运输层实体的前端处理机之间传输等。
(5)连接管理。面向连接的协议需要提供建立和终止连接的功能。一般总是提供对称的功能,即两个对话的实体都有连接管理的功能,对简单的应用也有仅对一方提供连接管理功能的情况。连接的终止可以采用立即终止传输,或等待全部数据传输完再终止连接。

❿ 计算机网络——5.运输层

1.网络层和运输层的区别

2.运输层的作用

3.基于端口的分用和复用功能

3.两种不同的运输协议

TCP和UDP：

解决这个问题的方法就是 在运输层使用协议端口号 。
1.软件端口和硬件端口：
硬件端口是 不同的硬件设备进行交互 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 。

2.TCP/IP运输层端口

3.两大类端口

常用的熟知端口 ：

UDP只在IP数据报服务至上困察磨增加了很少一点功能： 复用和分用 ， 差错检测(对数据部分) 。
1.UDP的主要特点

计算UDP检验和 ：

TCP面向流的概念：

"停止等待"就是 每发送完一个分组就立即停止发送 ， 等待对方确认 之后再发送下一汪斗个分组 (全双工通信的双方既是发送方又是接收方) 。
1.无差错情况

2.出现差错

3.确认丢失和确认迟到
在没顷上面说到的接收方B如果收到发送方A发送的分组之后会发送回一个确认。那么这个确认在发送的过程中也会出现错误情况，例如 确认丢失 和 确认迟到 。

自动重传请求ARQ：

4.信道利用率
停止等待协议的优点是 简单 ，缺点是 信道利用率太低 。

5.流水线传输

发送缓存：

接收缓存：

重传时间的选择时TCP最复杂的问题之一，这个时间一般比往返传播时延稍长一点，并且 往返传播时延很难确认 ，也就是 往返时延的方差 很大。另外，由于发送方对接收方发来的确认无法分别出到底是第一次发送的的确认还是重传后的确认，因此往返时延变得很难确定与计算。

当发送方发送数据1,2,4,5，而3在途中丢失的情况下，接收方无法给出数据3的确认，但是数据4,5的确认已经被发送方给接收了。因此在发送方会找不到数据3以数据3后面的数据，会选择从3开始往后全部重传，怎么避免这样的问题，使得只重传第3个数据。方法就是： 选择确认 。

之前说过 发送方发送数据的速度取决于接收方能够接收的速度 。一旦当发送方的发送速度过快时，接收方就会来不及接收，那么就可能造成 数据的丢失 ，这个 传输就不可靠 了。流量控制就是接收方告诉发送方，你发送的数据太快了我来不及接收。这个时候就要用到 滑动窗口 。

检测网络的拥塞的指标：

1.概述
TCP 采用 基于窗口 的方法进行 拥塞控制 。TCP发送方维持一个 拥塞窗口CWND (Congestion Window)。

2.控制拥塞窗口的原则
控制拥塞窗口的 原则 就是：只要网络 没有出现拥塞 ，拥塞窗口就可以增大一点，以便把更多的分组发送出去，这样就可以提高网络的利用率。但只要 网络出现拥塞 或 有可能出现拥塞 ，就必须把拥塞窗口减小一些，以减少注入到网络中的分组数，以便缓解网络出现的拥塞。
3.拥塞的判断

4.TCP拥塞控制算法

慢开始 (slow-start)

拥塞避免 (congestion avoidance)