计算机网络开环

Ⅰ 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

Ⅱ 求自考《计算机网络及应用教程》的名称解释 越多越好

第一章

计算机网络四个发展阶段：面向终端的计算机网络、计算机-计算机网络、开放式标准化网络、因特网广泛应用和高速网络技术发展。

我国三大网络：电信网络、广播电视网络、计算机网络。

未来发展趋势：宽带、全光、多媒体、移动、下一代网络。

计算机网络由资源子网和通信子网构成。

计算机网络的定义：利用通讯设备和线路将地理位置不同的、功能独立的多个计算机系统互连起来，以功能完善的网络软件实现网络中资源共享和信息传递的系统。

计算机网络的功能：软/硬件资源共享、用户间信息交换。

计算机网络的应用：办公自动化、远程教育、电子银行、证券及期货交易、企业网络、智能大厦和结构化综合布线系统。

计算机网络的分类：

按拓扑结构：星形、总线形、环形、树形、混合形、网形。

按交换方式：电路交换网、报文交换网、分组交换网。

按覆盖范围：广域网、城域网、局域网。

按传输技术：广播方式网络、点对点方式网络。

ISO（国际标准化组织），ITU（国际电信联盟），IETF（因特网工程特别任务组）

第二章

网络协议：为计算机网络中进行数据交换而建立的规则、标准或约定的集合。

网络协议由三个要素组成：语义、语法、时序关系。

分层：将一个复杂的划分为若干个简单的

网络的体系结构：计算机网络各层次结构模型及其协议的集合

面向连接服务：开始时建立连接，传输时不用携带目的节点的地址。

无连接服务：开始时不需建立连接，每个分组都要携带完整的目的节点地址，不同分组可能选择不同路径达到目的节点，节点接收到的分组可能出现乱序、重复、丢失的现象。协议相对简单，效率较高。

OSI/RM：物理层、数据链路层、网络层、传输层、会话层、表示层、应用层。

TCP/IP：主机-网络层、互联层、传输层、应用层。

ORI/RM与TCP/IP的比较：

共同：1，两者都以协议栈的概念为基础，协议栈中的协议彼此相互独立，2，都采用了层次结构的概念，各层功能大体相似。

不同：1，OSI有7层，TCP/IP有4层。TCP/IP网络层提供无连接通信，传输层支持2种。OSI网络层支持2种，传输层支持面向连接的通信。

第三章

物理层定义：在物理信道实体之间合理地通过中间系统，为比特传输所需的物理连接的激活、保持和去除提供机械的、电气的、功能性和规程性的手段

DTE:：数据终端设备，对属于用户所有的联网设备或工作站的统称，如计算机、终端等。

DCE：数据通信设备，为用户提供入网连接点的网络设备的统称，如调制解调器。

物理信道的特性：机械特性、电气特性、功能特性、规程特性。

电气特性分三种：1，非平衡方式（非平衡发送器+接收器+1导线+1地线），2，采用差动接收器的非平衡方式（非平衡发送器+差动接收器+1导线+2地线），3，平衡方式（平衡发送器+差动接收器+2导线+2地线）。

功能特性分四类：数据信号线、控制信号线、定时信号线、接地线。

EIA（美国电子工业协会） RS-232C，：提供了利用公用电话网络作为传输介质，通过调制解调器将远程设备连接起来的技术规定。

RS-422（平衡方式），RS-423（采用差动接收器的非平衡方式）

X.21机械特性采用15芯标准

有线介质：双绞线、同轴电缆、光纤。无线介质：无线电波、微波、红外线、激光、卫星通信。

同轴电缆分基带同轴电缆（阻抗50欧，支持百台设备）和宽带同轴电缆（阻抗75欧，支持千台设备）。

光纤：多模是发光二极管LED，注入型激光二极管ILD是单模。

数据传输速率：是指每秒能传输的二进制信息位数，单位为位/秒(bps)。R=1/T*log2N （bps）

信号传输速率（调制速率）：表示单位时间内通过信道传输的码元个数。R=1/T （Baud）

信道容量：表征一个信道传输数据的能力，单位为位/秒（bps）。

信道容量表示信道的最大数据传输速率，是信道传输数据能力的极限，数据传输速率表示实际的数据传输速率。

奈奎斯特公示：C=2*H*log2N （bps），香农公式：C=H*log2(1+S/N)（bps）(H：信道带宽，S/N：信噪比)

误码率=出错数/总数

调制解调器：数字转模拟，CODEC：模拟转数字

放大器：增强信号中的能量，同时使噪音分量增强。中继器：重新生成信号。

数据通信：是一种通过计算机或其他数据装置与通信线路，完成数据编码信号的传输、转接、存储和处理的通信技术。

多路复用技术：频分多路复用FDM，时分多路复用TDM，波分是频分的变形。

FDM：物理信道分为若干子信道，同时传送若干信号。

TDM：物理信道按时间片轮流分给多个信号使用。

采样，量化，编码。字长=log2N

传输线路三个主要问题：衰减、延迟畸变、噪声。

分组交换网分为虚电路和数据报两种

第四章

数据链路层的功能：帧同步、差错控制、流量控制、链路管理。

差错控制：反馈重发、超时计时器、帧编号。

流量控制：数据链路层控制相邻两节点之间数据链路上的流量，传输层控制从源到最终目的之间端对端的流量。

噪声有两大类：随即热噪声和冲击噪声。

停-等： 发送窗口=1，接收窗口=1；

Go-back-N： 发送窗口>1，接收窗口=1；

选择重传： 发送窗口>1，接收窗口>1；

异步协议：字符内同步，字符间异步；同步协议：许多字符和比特组成的帧同步。

BSC：面向字符，分为数据报文和监控报文两类。

数据报文：

SYN SYN STX 报文 ETX BCC

SYN SYN SOH 报头 STX 报文 ETX BCC

SYN SYN SOH 报头 STX 报文 ETB BCC

SYN SYN STX 报文 ETB BCC

监控报文：

SYN SYN ACK

SYN SYN NAK

SYN SYN P/S前缀 站地址 ENQ

SYN SYN EOT

HDLC：面向比特，有信息帧（I帧），监控帧（S帧）和无编号帧（U帧）。

帧格式：标志 地址 控制 信息 帧校验序列 标志

F A C I FCS F

01111110 8位 8位 N位 16位 01111110

PPP协议提供三类功能：成帧、链路控制、网络控制。

PPP的帧格式和HDLC的帧格式非常相似，但PPP面向字符。

第五章

网络层的功能：路由选择、拥塞控制和网际互联等。

分组交换方式中，通信子网向端系统提供虚电路和数据报两种网络服务。

最优化原则：如果路由器J在从路由器I到K的最佳路由上，那么从J到K的最佳路线就会在同一路由之中。

扩散法（泛射路由选择法）：一个网络节点从某条线路收到一个分组后，再向除该条线路外的所有线路发送收到的分组。

拥塞发生的原因：1，内存不够，没有足够的内存存放同时到达的分组，2，路由器处理器的处理速度慢，难以完成排队，更新路由表等工作

拥塞控制的任务是确保子网能够承载所有到达的流量，这是一个全局的问题。流量控制只与特定的发送方和特定的接收方之间的点到点流量有关。

拥塞控制的解决方案可分成两类：开环（不考虑网络的当前状态）的和闭环的。

虚电路子网中的拥塞控制：1，准入控制，2，路由选择，3，资源预留。

数据报子网中的拥塞控制：1，警告位，2，抑制分组，3，逐跳抑制分组。

QoS四个特征：可靠性、延迟、抖动、带宽。

集成服务：每个连接有专用资源。区分服务：每一类连接有专用资源。

标签交换：类似虚电路，查表得到整条线路。

MPLS（多协议标签交换协议）。

网络互连的目的是使一个网络上的用户能访问其它网络上的资源，使不同网络上的用户互相通信和交换信息。

路由信息协议（RIP）分被动状态和主动状态两种操作方式。

开放最短路径优先协议（OSPF）是一种链路状态路由协议。

网桥用来连接类型相似的局域网，局域网本身没有网络层。

网桥工作在数据链路层，路由器工作在网络层。

路由器的主要服务功能：1，建立并维护路由表，2，提供网络间的分组转发功能。

网管也称协议转换器，用于高层协议的转换，对传输层到应用层均能支持。

IP（互联网协议），ICMP（互联网控制报文协议），ARP（地址转换协议），RARP（反向地址转换协议）。

IP协议提供不可靠的、无连接的数据包传输机制。

ARP：IP地址（32位）到物理网络地址（以太网地址，DA，48位）的转换。

RARP：物理网络地址到IP地址的转换。

IGMP（因特网组管理协议）：只有两种报文，询问和响应。

IPv6把IP地址长度增加到128比特。

Ⅲ 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

Ⅳ 计算机网络慢启动与拥塞避免的思想是什么

从大的方面来看，分为两种：和方式。开环方法：就是开始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，一旦系统运行起来就不在进行修正了。设计难度较大，闭环方法是基于反馈环路的概念，具体方法：
①检测网络系统以便拥塞在何时、何处发生。
②将拥塞信息传输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。
有许多的方法可以检测的网络的拥塞。主要的指标有：缺少的缓存空间和被丢失的分组的百分比；平均队列长度；超时传输的分组数；平均时延；分组时延的标准差等等。
另一种管理方式是在路由器的分组保留一个bit的空间，来判断网络是否拥塞，这种方式能够有效的控制系统产生的震荡。
求采纳

Ⅳ 计算机控制系统主要分几大类，并说明各类的特点同时指出计算机控制系统的主要性能指标

1、计算机控制系统主要分几大类，并说明各类的特点？
计算机控制系统的分类 计算机控制系统的分类有三种方法：以自动控制行式分类，以参于控制方式分类或以调节规律分类。 一、以自动控制行式分类 以自动控制方式可以分成如下几类： （一) 计算机开环控制(Computer Open Loop Control)系统 若计算机开环控制系统的输出对生产过程能行使控制,但控制结果---生产过程的状态没有影响计算机控制的系统,计算机\控制器\生产过程等环节没有构成闭合环路,则称之为计算机开环控制系统.从图上看出生产过程的状态没有反馈给计算机,而是由操作人员监视生产过程的状态,决定控制方案,并告诉控制计算机使其行使控制作用. (二) 计算机闭环控制 计算机对生产对象或过程进行控制时,生产过程状态能直接影响计算机控制的系统,称之为计算机闭环控制系统.控制计算机在操作人员监视下,自动接受生产过程状态检测结果,计算并确定控制方案,直接指挥控制部件(器)的动作,行使控制生产过程作用. 在这样的系统中,控制部件按控制机发来的控制信息对运行设备进行控制,另一方面运行设备的运行状态作为输出,由检测部件测出后,作为输入反馈给控制计算机;从而使控制计算机\控制部件\生产过程\检测部件构成一个闭环回路.我们将这种控制形式称之为控制计算机闭环控制. 计算机闭环控制系统,利用数学模型设置生产过程最佳值与检测结果反馈值之间的偏差,控制达到生产过程运行在最佳状态. (三) 在线控制 只要计算机对受控对象或受控生产过程,能够行使直接控制,不需要人工干预的都称之为控制计算机在线控制或称联机控制系统. (四) 离线控制 控制计算机没有直接参于控制对象或受控生产过程.它只完成受控对象或受控过程的状态检测,并对检测的数据进行处理;而后制定出控制方案,输出控制指示,操作人员参考控制指示,人工手动操作使控制部件对受控对象或受控过程进行控制.这种控制形式称之为计算机离线控制系统. (五) 实时控制系统 控制计算机实时控制系统是指受控制的对象或受控过程,每当请求处理或请求控制时,控制机能及时处理并进行控制的系统,常用在生产过程是间断进行的场合.如炼钢,每炼一炉钢是一个过程;又如轧钢过程,每轧出一块钢算一个过程,每个过程都重复进行.只有进入过程才要求计算机进行控制.在计算机一旦进行控制时,就要求计算机对来自生产过程的信息在规定的时间内作出反应或控制.这种系统常使用完善的中断系统和中断处理程序来实现.综上所述,一个在线系统并不一定是实时系统.但是一个实时系统必是一个在线系统. 二、 以参于控制方式来分类 按控制机参于控制方式来分类， 可分成如下几种： （一）直接数字控制系统 由控制计算机取代常规的模拟调节仪表而直接对生产过程进行控制,由于计算机发出的信号为数字量，故得名DDC控制。实际上受控的生产过程的控制部件,接受的控制信号可以通过控制机的过程输入/输出通道中的数/模(D/A)转换器将计算机输出的数字控制量中转换成模拟量;输入的模拟量也要经控制机的过程输入/输出通道的模/数(A/D)转换器转换成数字量进入计算机. DDC控制系统中常使用小型计算机或微型机的分时系统来实现多个点的控制功能.实际上是属于用控制机离散采样,实现离散多点控制.这种DDC计算机控制系统已成为当前计算机控制系统中主要控制形式之一. DDC控制的优点是灵活性大,集中可靠性高和价格便宜.能用数字运算形式对若干个回路,甚至数十个回路的生产过程,进行比例--- 积分---微分(PID)控制,使工业受控对象的状态保持在给定值上,偏差小且稳定.而且只要改变控制算法和应用程序便可实现较复杂的控制.如前馈控制和最佳控制等.一般情况下,DDC级控制常作为更复杂的高级控制的执行级. (二) 计算机监督控制系统 计算机监督控制系统是针对某一种生产过程,依据生产过程的各种状态,按生产过程的数学模型计算出生产设备应运行的最佳给定值,并将最佳值自动地或人工对DDC执行级的计算机或对模拟调节仪表进行调正或设定控制的目标值.由DDC或调节仪表对生产过程各个点(运行设备)行使控制. SCC系统的特点是能保证受控的生产过程始终处于最佳状态情况下运行,因而获得最大效益.直接影响SCC效果优劣的首先是它的数学模型,为此要经常在运行过程中改进数学模型,并相应修改控制算法和应用控制程序. (三) 多级控制系统 在现代生产企业中,不仅需要解决生产过程的在线控制问题,而且还要求解决生产管理问题,每日生产品种、数量的计划调度以及月季计划安排,制定长远规划、预报销售前景等, 于是出现了多级控制系统. DDC级主要用于直接控制生产过程,进行PID或前馈控制;SCC级主要用于进行最佳控制或自适应控制或自学习控制计算,并指挥DDC级控制同时向MIS级汇报情况.DDC级通常用微型计算机,SCC级一般用小型计算机或高档微型计算机. 车间管理的MIS主要功能是根据工厂级下达的生产品种、数量命令和搜集上来的生产过程的状态的信息,随时进行合理调度,实现最优控制,指挥SCC级监督控制. 工厂管理级的MIS主要功能是接受公司下达的生产任务和本厂的实际情况,进行最优化计算,制订本厂生产计划和短期(旬或周或日)安排,

Ⅵ 网络五层结构

计算机网络五层结构是指应用层、传输层、网络层、数据链路层、物理层。

1、应用层

专门针对某些应用提供服务。

2、传输层

网络层只把数据送到主机，但不会送到进程。传输层负责负责进程与主机间的传输，主机到主机的传输交由网络层负责。传输层也称为端到端送。

3、网络层

把包里面的目的地址拿出来，进行路由选择，决定要往哪个方向传输。

负责从源通过路由选择到目的地的过程，达到从源主机传输数据到目标主机的目的。

4、数据链路层

通过物理网络传送包，这里的包是通过网络层交过来的数据报。

只完成一个节点到另一个节点的传送（单跳）。

5、物理层

通过线路（可以是有形的线也可以是无线链路）传送原始的比特流。

只完成一个节点到另一个节点的传送（单跳）。

(6)计算机网络开环扩展阅读：

计算机网络是指将地理位置不同的具有独立功能的多台计算机及其外部设备，通过通信线路连接起来，在网络操作系统，网络管理软件及网络通信协议的管理和协调下，实现资源共享和信息传递的计算机系统。

计算机网络也称计算机通信网。关于计算机网络的最简单定义是：一些相互连接的、以共享资源为目的的、自治的计算机的集合。若按此定义，则早期的面向终端的网络都不能算是计算机网络，而只能称为联机系统（因为那时的许多终端不能算是自治的计算机）。但随着硬件价格的下降，许多终端都具有一定的智能，因而“终端”和“自治的计算机”逐渐失去了严格的界限。若用微型计算机作为终端使用，按上述定义，则早期的那种面向终端的网络也可称为计算机网络。