中科大郑烇、杨坚《计算机网络》课程 第三章笔记_郑栓 计算机网络

第3章 传输层

目标：
 理解传输层的工作原理
 多路复用/解复用
 可靠数据传输
 流量控制
 拥塞控制
 学习Internet的传输层协议
 UDP：无连接传输
 TCP：面向连接的可靠传 输
 TCP的拥塞控制

3.1 概述和传输层服务

传输服务和协议

• 为运行在不同主机上的应 用进程提供逻辑通信
• 传输协议运行在端系统
  • 发送方：将应用层的报文分成报文段，然后传递给网络层
  • 接收方：将报文段重组成报文，然后传递给应用层
• 有多个传输层协议可供应用选择
  • Internet: TCP(字节流的服务，不保证界限) 和 UDP

传输层 vs. 网络层

• 网络层服务：主机之间的逻辑通信

• 传输层服务：进程间的逻辑通信

  • 依赖于网络层的服务
    • 延时、带宽
  • 并对网络层的服务进行增强
    • 数据丢失、顺序混乱、 加密

有些服务是可以加强的：不可靠 -> 可靠；安全
但有些服务是不可以被加强的：带宽，延迟

Internet传输层协议

可靠的、保序的传输： TCP(字节流的服务)

• 多路复用、解复用
• 拥塞控制
• 流量控制
• 建立连接

不可靠、不保序的传输：UDP(数据包的服务)

• 多路复用、解复用
• 没有为尽力而为的IP服务添加更多的其它额外服务

都不提供的服务： 延时保证 带宽保证

3.2 多路复用与解复用

多路复用/解复用（一个TCP/UDP实体上有很多应用进程借助其发送）

在发送方主机多路复用
从多个套接字接收来自多个进程的报文，根据套接字对应的IP地址和端口号等信息对报文段用头部加以封装 (该头部信息用于以后的解复用)

在接收方主机多路解复用
根据报文段的头部信息中的IP地址和端口号将接收到的报文段发给正确的套接字(和对应的应用进程)

多路解复用工作原理

• 解复用作用：TCP或者UDP实体采 用哪些信息，将报文段的数据部分 交给正确的socket，从而交给正确 的进程
• 主机收到IP数据报
  • 每个数据报有源IP地址和目标地 址
  • 每个数据报承载一个传输层报 文段
  • 每个报文段有一个源端口号和 目标端口号 (特定应用有著名的端口号)
• 主机联合使用IP地址和端口号将报文段发送给合适的套接字

无连接(UDP)多路解复用

当创建UDP段采用端口号，可以指定： • 目标IP地址 • 目标端口号
当主机接收到UDP段时： • 检查UDP段中的目标端 口号 • 将UDP段交给具备那个端口号的套接字
目标IP地址，目标端口号一样发送给同一个进程

面向连接(TCP)的多路复用

TCP套接字:四元组本 地标识：  源IP地址  源端口号  目的IP地址  目的端口号
解复用：接收主机用 这四个值来将数据报 定位到合适的套接字

socket 和message

3.3 无连接传输：UDP

UDP: User Datagram Protocol 用户数据包协议
在IP（主机到主机）所提供的基础上增加了一个多路复用/解复用（进程到进程）的服务

• “尽力而为”的服务，报文 段可能

  • 丢失
  • 送到应用进程的报文段乱序（延迟不一样）

• 无连接：

  • UDP发送端和接收端之间没有握手
  • 每个UDP报文段都被独立地处理

• UDP 被用于:

  • （实时）流媒体（丢失不敏感， 速率敏感、应用可控制 传输速率）
  • DNS
  • SNMP
  • 事务性的应用(一次性往返搞定)

• 在UDP上可行可靠传输:

  • 在应用层增加可靠性
  • 应用特定的差错恢复

UDP：用户数据报协议

为什么要有UDP?

1. 不建立连接 (会增加延时)

2. 简单：在发送端和接收端没有连接状态

3. 报文段的头部很小(开销小)

4. 无拥塞控制和流量控制：UDP可以尽可能快的发送报文段

5. 应用->传输的速率 = 主机->网络的速率 (忽略头部时)

UDP校验和
目标： 检测在被传输报文段中的差错 (如比特反转)

发送方：
 将报文段的内容视为16 比特的整数
 校验和：报文段的加法和（1的补运算）
 发送方将校验和放在 UDP的校验和字段

接收方：
 计算接收到的报文段的校验和
 检查计算出的校验和与校验和字段的内容是否相等：
 不相等––检测到差错
 相等––没有检测到差错 ，但也许还是有差错 (残存错误，为检测出来)

Internet校验和的例子

注意：当数字相加时，在最高位的进位要回卷（加到最低位上），再加到结果上

 目标端：校验范围+校验和=1111111111111111 通过校验
 否则没有通过校验
 注：求和时，必须将进位回卷到结果上

3.4 可靠数据传输的原理

可靠数据传输（rdt）的原理 rdt(Reliable Data Transfer)

 rdt在应用层、传输层和数据链路层都很重要
 是网络Top 10问题之一

 信道的不可靠特点决定了可靠数据传输协议（ rdt ）的复杂性

 渐增式地开发可靠数据传输协议（ rdt ）的发送方和接收方
 只考虑单向数据传输
 但控制信息是双向流动的！
 双向的数据传输问题实际上是2个单向数据传输问题的综合
 使用有限状态机 (FSM) 来描述发送方和接收方

Rdt1.0： 在可靠信道上的可靠数据传输

下层的信道是完全可靠的

• 没有比特出错
• 没有分组丢失

发送方和接收方的FSM

• 发送方将数据发送到下层信道
• 接收方从下层信道接收数据

发送方：接收–封装–打走 接收方：解封装–交付 什么都不用干

Rdt2.0：具有比特差错的信道

下层信道可能会出错：将分组中的比特翻转
 用校验和来检测比特差错

 问题：怎样从差错中恢复：
 确认(ACK)：接收方显式地告诉发送方分组已被正确接收
 否定确认( NAK): 接收方显式地告诉发送方分组发生了差错
• 发送方收到NAK后，发送方重传分组

 rdt2.0中的新机制：采用差错控制编码进行差错检测
 发送方差错控制编码、缓存
 接收方使用编码检错
 接收方的反馈：控制报文（ACK，NAK）：接收方->发送方
 发送方收到反馈相应的动作

Rdt2.0：FSM描述

发送方接收nak (接收方检测出错) ，将之前封装的package重传，直到收到ack才开始下一轮的发送

rdt2.0的致命缺陷！-> rdt2.1

如果ACK/NAK出错？
 发送方不知道接收方发生了什么事情！
 发送方如何做？
 重传？可能重复
 不重传？可能死锁(或出 错)
 需要引入新的机制
 序号

处理重复：
 发送方在每个分组中加 入序号
 如果ACK/NAK出错，发送方重传当前分组
 接收方丢弃（不发给上层）重复分组
接收方通过序号判断，是否重复接收同样的包，在进行下一次流程/发送ack

停等协议: 发送方发送一个分组， 然后等待接收方的应答

发送方：

1. 在分组中加入序列号
    两个序列号（0，1）就 足够了
    一次只发送一个未经确认 的分组
2. 必须检测ACK/NAK是否 出错（需要EDC ）
   状态数变成了两倍
   必须记住当前分组的序列号为0还是1

接收方：

1. 必须检测接收到的分组是否是重复的
    状态会指示希望接收到的 分组的序号为0还是1

注意：接收方并不知道 发送方是否正确收到了 其ACK/NAK

rdt2.1的运行

接收方不知道它最后发送的ACK/NAK是否被正确地收到
 发送方不对收到的ack/nak给确认，没有所谓的确认的确认；
 接收方发送ack，如果后面接收方收到的是：
 老分组p0？则ack 错误
 下一个分组？P1，ack正确

rdt2.2：无NAK的协议

• 功能同rdt2.1，但只使用ACK(ack 要编号）
• 接收方对最后正确接收的分组发ACK，以替代NAK
  • 接收方必须显式地包含被正确接收分组的序号
• 当收到重复的ACK（如：再次收到ack0）时，发送方与收到NAK采取相同的动作：重传当前分组
• 为后面的一次发送多个数据单位做一个准备
  • 一次能够发送多个
  • 每一个的应答都有：ACK，NACK；麻烦
  • 使用对前一个数据单位的ACK，代替本数据单位的nak
  • 确认信息减少一半，协议处理简单

NAK free

rdt2.2的运行

1、No error 2、packet error 3、ack error

rdt3.0：具有比特差错和分组丢失的信道

新的假设：下层信道可 能会丢失分组（数据或ACK）
 会死锁
 机制还不够处理这种 状况：
• 检验和
• 序列号
• ACK
• 重传

• 方法：发送方等待ACK一段合理的时间
  发送端超时重传：如果到时没有 收到ACK->重传
• 问题：如果分组（或ACK ）只 是被延迟了：
  重传将会导致数据重复，但利用序列号已经可以处理这 个问题
  接收方必须指明被正确接收的序列号
• 需要一个倒计数定时器

链路层的timeout时间确定的 （比较集中）
传输层timeout时间是适应式的 （不太集中）

rdt3.0的运行

1、no loss 2、packet loss 3、ACK loss 4、premature timeout/ delayed ACK

 过早超时（延迟的ACK）也能够正常工作；但是效率较低，一半的分组和确认是重复的；
 设置一个合理的超时时间也是比较重要的；

rdt3.0的性能

rdt3.0可以工作，但链路容量比较大的情况下，性能很差

• 链路容量比较大，一次发一个PDU 的不能够充分利用链路的传输能力

• U sender：利用率 – 忙于发送的时间比例
• 每30ms发送1KB的分组 -> 270kbps=33.75kB/s 的吞吐量（在1 Gbps 链路上）
• 瓶颈在于：网络协议限制了物理资源的利用！

rdt3.0：停-等操作 stop-wait

一次收发一个

流水线：提高链路利用率

pipeline

 增加n,能提高链路利用率
 但当达到某个n,其u=100%时,无法再通过增加n，提高利用率
 瓶颈转移了->链路带宽

流水线协议/管道化协议

流水线：允许发送方在未得到对方确认的情况下一次发送多个 分组
 必须增加序号的范围:用多个bit表示分组的序号
 在发送方/接收方要有缓冲区
• 发送方缓冲：未得到确认，可能需要重传；
• 接收方缓存：上层用户取用数据的速率≠接收到的数据速率；接收到的数据可 能乱序，排序交付（可靠）

两种通用的流水线协议：回退N步(GBN)和选择重传(SR)

发送缓冲区

• 形式：内存中的一个区域，落入缓冲区的分组可以发送
• 功能：用于存放已发送，但是没有得到确认的分组
• 必要性：需要重发时可用

发送缓冲区的大小：一次最多可以发送多少个未经确认的分组

• 停止等待协议=1
• 流水线协议>1，合理的值，不能很大，链路利用率不能够超100%

发送缓冲区中的分组

• 未发送的：落入发送缓冲区的分组，可以连续发送出去；
• 已经发送出去的、等待对方确认的分组：发送缓冲区的分组只有得到确认才能删除

发送窗口

采用相对移动方式表示，分组不动
可缓冲范围移动，代表一段可以发送的权力

发送窗口：发送缓冲区内容的一个范围

• 那些已发送但是未经确认分组的序号构成的空间

发送窗口的最大值<=发送缓冲区的值
一开始：没有发送任何一个分组

• 后沿=前沿
• 之间为发送窗口的尺寸=0

每发送一个分组，前沿前移一个单位

发送窗口前沿移动的极限：不能够超过发送缓冲区的大小

发送窗口后沿移动
条件：收到老分组的确认
结果：发送缓冲区罩住新的分组，来了分组可以发送
移动的极限：不能够超过前沿

接收窗口

两种通用的流水线协议：回退N步(GBN)和选择重传(SR)

接收窗口 (receiving window)=接收缓冲区

• 接收窗口用于控制哪些分组可以接收；
  • 只有收到的分组序号落入接收窗口内才允许接收
  • 若序号在接收窗口之外，则丢弃；
• 接收窗口尺寸Wr=1，则只能顺序接收；
• 接收窗口尺寸Wr>1 ，则可以乱序接收
  • 但提交给上层的分组，要按序

例子：Wr＝1，在0的位置；只有0号分组可以接收；向前滑动一个，罩在1的位置，如果来了第2号分组，则丢 弃。

接收窗口的滑动和发送确认

• 滑动：
  • 低序号的分组到来，接收窗口移动；
  • 高序号分组乱序到，缓存但不交付（因为要实现rdt，不允许失序），不滑动
• 发送确认：
  • 接收窗口尺寸=1 ； 发送连续收到的最大的分组确认（累计确认）
  • 接收窗口尺寸>1 ； 收到分组，发送那个分组的确认（非累计确认）

正常情况下的2个窗口互动

异常情况下GBN的2窗口互动

发送窗口

• 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动

• 超时重发机制让发送端将发送窗口中的所有分组发送出去

• 来了老分组的重复确认->后沿不向前滑动->新的分组无法落入发送缓冲区的范围团(此时如果发送缓冲区有新的分组可以发送)

接收窗口

• 收到乱序分组，没有落入到接收窗口范界内，抛弃
• (重复）发送老分组的确认，累计确认

异常情况下SR的2窗口互动

发送窗口

• 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动
• 超时重发机制让发送端将超对的分组重新发送出去
• 来了乱序分组的确认->后沿不向前滑动->新的分组无法落入发送缓冲区的范围（此时如果发送缓冲率有新的分组可以发送)

接收窗口

• 收到乱序分组，落入到接收窗口范围内，接收
• 发送该分组的确认，单独确认

GBN协议和SR协议的异同

相同之处  发送窗口>1  一次能够可发送多个 未经确认的分组

不同之处

GBN :接收窗口尺寸=1

• 接收端：只能顺序接收
• 发送端：从表现来看，一旦一个 分组没有发成功，如：0,1,2,3,4 ; 假如1未成功，234都发送出去 了，要返回1再发送；GB1(go back 1)

SR: 接收窗口尺寸>1

• 接收端：可以乱序接收
• 发送端：发送0,1,2,3,4，一旦1 未成功，2,3,4,已发送，无需重发，选择性发送1

Go-back-N:
 发送端最多在流水线中有N个未确认的分组
 接收端只是发送累计型确认(cumulative ack)
 接收端如果发现gap，不确认新到来的分组

发送端拥有对最老的 未确认分组的定时器
只需设置一个定时器
当定时器到时时，重传所有未确认分组

Selective Repeat:
 发送端最多在流水线中有N个未确认的分组
 接收方对每个到来的分组单独确认individual ack （非累计确认）

发送方为每个未确认的分组保持一个定时器
当超时定时器到时，只是重发到时的未确认分组

运行中的GBN

选择重传SR的运行

 发送窗口的最大值（发送缓冲区）限制发送未确认分组的个数

发送方

从上层接收数据：
 如果下一个可用于该分组的序 号可在发送窗口中，则发送
timeout(n):
 重新发送分组n，重新设定定时器
ACK(n) in [sendbase,sendbase+N]:
 将分组n标记为已接收
 如n为最小未确认的分组序号， 将base移到下一个未确认序号

接收方

分组n [rcvbase, rcvbase+N-1]
 发送ACK(n)
 乱序：缓存
 有序：该分组及以前缓存的 序号连续的分组交付给上层 ，然后将窗口移到下一个仍 未被接收的分组
分组n [rcvbase-N, rcvbase-1]
 ACK(n) 其它：
 忽略该分组

对比GBN和SR

适用范围

• 出错率低：比较适合GBN，出错非常罕见，没有必 要用复杂的SR，为罕见的事件做日常的准备和复杂处理
• 链路容量大**（延迟大、带宽大）**：比较适合SR而不 是GBN，一点出错代价太大

窗口的最大尺寸

 GBN: 2^n -1
 SR:2^(n-1) 例
如：n=2; 序列号：0, 1, 2, 3
 GBN =3
 SR=2
SR的例子：  接收方看不到二者的区别！  将重复数据误认为新数据 (a)

Q: 序号大小与窗口大小 之间的关系？

3.5 面向连接的传输： TCP

点对点：一个发送方，一个接收方

可靠的、按顺序的字节流：没有报文边界

管道化（流水线）：TCP拥塞控制和流量控制设置窗口大小

发送和接收缓存

全双工数据：

• 在同一连接中数据流双向 流动
• MSS：最大报文段大小 MSS的大小 + TCP头部 + IP头部 = 一个报文段

面向连接：在数据交换之前，通过握 手（交换控制报文） 初始 化发送方、接收方的状态 变量

有流量控制：发送方不会淹没接收方

TCP报文段结构

序号：报文段首字节的在字节流的编号

确认号：1、期望从另一方收到的下一个字节的序号 2、累积确认

TCP序号和确认号

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-fPifywE9-1627286415551)(C:\Users\20662\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20210726075010148.png)]

TCP 往返延时（RTT）和超时

怎样设置TCP 超时？
比RTT要长 ，但RTT是变化的
太短：太早超时 ，不必要的重传
太长：对报文段丢失反应太慢，消极

怎样估计RTT？
SampleRTT：测量从报文段发出到 收到确认的时间  如果有重传，忽略此次测量
SampleRTT会变化，因此估计的 RTT应该比较平滑  对几个最近的测量值求平均，而 不是仅用当前的SampleRTT

EstimatedRTT = (1- a)*EstimatedRTT + a*SampleRTT
 指数加权移动平均
 过去样本的影响呈指数衰减
 推荐值：a = 0.125

设置超时

TCP：可靠数据传输

TCP在IP不可靠服务的基础上 建立了rdt
 管道化的报文段 • GBN or SR

 累积确认（像GBN）
 单个重传定时器（像GBN）
 是否可以接受乱序的，没有规范

通过以下事件触发重传
 超时（只重发那个最早的未确认段：SR）
 重复的确认
• 例子：收到了ACK50,之后又收到3 个ACK50

首先考虑简化的TCP发送方：  忽略重复的确认  忽略流量控制和拥塞控 制

TCP发送方事件：

从应用层接收数据：
 用nextseq创建报文段
 序号nextseq为报文段首字节的字节流编号
 如果还没有运行，启动定时器

超时：
 重传后沿最老的报文段
 重新启动定时器

收到确认：
 如果是对尚未确认的报文段确认
 更新已被确认的报文序号
 如果当前还有未被确认的报文段，重新启动定时器 (发完，就关掉定时器)

TCP重传

ACK丢失 过早超时 对顺序收到的最高字节确认

产生TCP ACK的建议

快速重传

超时周期往往太长：
在重传丢失报文段之前的延时太长

通过重复的ACK来检测 报文段丢失
 发送方通常连续发送大量 报文段
 如果报文段丢失，通常会引起多个重复的ACK

如果发送方收到同一数据 的3个冗余ACK，重传最 小序号的段：
 快速重传：在定时器过时之前重发报文段

 它假设跟在被确认的数据 后面的数据丢失了

• 第一个ACK是正常的；

• 收到第二个该段的ACK，表 示接收方收到一个该段后的乱序段；

• 收到第3，4个该段的ack，表 示接收方收到该段之后的2个 ，3个乱序段，可能性非常大段丢失了

三重ACK接收后的快速重传

TCP 流量控制

流量控制
接收方控制发送方，不让发送方发送的太多、太快以至于让 接收方的缓冲区溢出

接收方在其向发送方的TCP段 头部的rwnd字段“通告”其空闲buffer大小

• RcvBuffer大小通过socket选项 设置 (典型默认大小为4096 字 节)
• 很多操作系统自动调整 RcvBuffer

发送方限制未确认(“inflight”)字节的个数≤接收 方发送过来的 rwnd 值

保证接收方不会被淹没

RcvWindow = 缓冲区空间 - 已经接收到未读取的空间

TCP连接管理

在正式交换数据之前，发送方和接收方握手建立通 信关系:
 同意建立连接（每一方都知道对方愿意建立连接）
 同意连接参数

同意建立连接

在网络中，2次握手建 立连接总是可行吗？
 变化的延迟（连接请求的段没有丢，但可能超时）
 由于丢失造成的重传 (e.g. req_conn(x))
 报文乱序
 相互看不到对方

2次握手的失败场景：

1、可能发送半连接（只在服务器维护了连接）
2、老的数据被当成新的数据接收了 seq x 和 x + 1

TCP 3次握手

解决方案：变化的初始序号+双方确认对方的序号 (3次握手)

第一次：seq 第二次：ACK + seq 第三次：ACK

3次握手解决：半连接和接收老数据问题

二次握手：可能发送半连接（只在服务器维护了连接）
三次握手：客户端在第三次握手拒绝连接请求 服务器二次握手后的连接请求

二次握手：老的数据被当成新的数据接收了
三次握手：未建立连接（无半连接），故将发来的数据丢掉

扔掉：连接不存在， 没建立起来；连接的 序号不在当前连接的 范围之内

若一个数据滞留时间足够长导致
在TCP第二次连接（两个三次握手后）到来，这个数据包大概率也会被丢弃，因为seq不一样，而seq又与时间有关

TCP: 关闭连接

• 客户端，服务器分别关闭它自己这一侧的连接
  • 发送FIN bit = 1的TCP段
• 一旦接收到FIN，用ACK回应
  • 接到FIN段，ACK可以和它自己发出的FIN段一起发 送
• 可以处理同时的FIN交换

3.6 拥塞控制原理

拥塞:
 非正式的定义: “太多的数据需要网络传输，超过了网络的处理能力”
 与流量控制不同
 拥塞的表现:
 分组丢失 (路由器缓冲区溢出)
 分组经历比较长的延迟(在路由器的队列中排队)
 网络中前10位的问题!

拥塞的原因/代价: 场景1

拥塞的原因/代价: 场景2

 一个路由器，有限的缓冲
 分组丢失时，发送端重传
应用层的输入=应用层输出: λ(in) = λ(out)
传输层的输入包括重传: λ(in‘) >= λ(in)

理想化: 发送端有完美的信息
发送端知道什么时候路由器的缓冲是可用的
 只在缓冲可用时发送
 不会丢失: λ(in‘’) = λ(in)

理想化: 掌握丢失信息 分组可以丢失，在路由器由 于缓冲器满而被丢弃  如果知道分组丢失了，发 送方重传分组

现实情况: 重复  分组可能丢失，由于缓冲器 满而被丢弃  发送端最终超时，发送第2 个拷贝，2个分组都被传出

现实情况: 重复  分组可能丢失，由于缓冲器 满而被丢弃  发送端最终超时，发送第2 个拷贝，2个分组都传到

拥塞的“代价”:
 为了达到一个有效输出，网络需要做更多的工作（重传）
 没有必要的重传，链路中包括了多个分组的拷贝
 是那些没有丢失，经历的时间比较长（拥塞状态）但是 超时的分组
 降低了的“goodput”

输出比输入少原因：1）重传的丢失分组；2） 没有必要重传的重复分组

拥塞的原因/代价: 场景3

1、4个发送端 2、多重路径 3、超时／重传

又一个拥塞的代价:
 当分组丢失时，任何“关于这个分组的上游传输能力” 都被浪费了

拥塞控制方法

2种常用的拥塞控制方法:

端到端拥塞控制:
 没有来自网络的显式反馈
 端系统根据延迟和丢失事件推断是否有拥塞
 TCP采用的方法

网络辅助的拥塞控制:
 路由器提供给端系统以反馈信息
 单个bit置位，显示有拥塞 (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM)
 显式提供发送端可以采用的速率

案例学习: ATM ABR 拥塞控制

ABR: available bit rate:
 “弹性服务”
 如果发送端的路径“轻载 ” 发送方使用可用带宽
 如果发送方的路径拥塞了 发送方限制其发送的速度到一个 最小保障速率 上

RM (资源管理) 信元:
 由发送端发送,在数据信元中间隔插入
 RM信元中的比特被交换机设置 (“网络辅助”) 有无拥塞
 NI bit: no increase in rate (轻微拥塞)速率不要增加了
 CI bit: congestion indication 拥塞指示
 发送端发送的RM 信元被接收端返回, 接收端不做任何 改变

在RM信元中的2个字节 ER (explicit rate)字段 多大带宽
 拥塞的交换机可能会降低信元中ER的值
 发送端发送速度因此是 最低的可支持速率(交换机)

数据信元中的EFCI bit: 被拥塞的交换机设置成1
 如果在管理信元RM前面的数据信元EFCI被设置成了1, 接收端在 返回的RM信元中设置CI bit

总结：网络提供一些信息，包括一些标志位的置位以及字段 (为两主机间的通信提供多大的带宽)

3.7 TCP 拥塞控制

TCP 拥塞控制：机制

端到端的拥塞控制机制
 路由器不向主机有关拥塞的反馈信息
• 路由器的负担较轻
• 符合网络核心简单的 TCP/IP架构原则

 端系统根据自身得到的信息 ，判断是否发生拥塞，从而 采取动作

拥塞控制的几个问题
 如何检测拥塞
 轻微拥塞
 拥塞
 控制策略
 在拥塞发送时如何动 作，降低速率
• 轻微拥塞，如何降低
• 拥塞时，如何降低
 在拥塞缓解时如何动 作，增加速率

TCP 拥塞控制：拥塞感知

发送端如何探测到拥塞?

1. 某个段超时了（丢失事件 ）：拥塞
    超时时间到，某个段的确认没有来
    原因1：网络拥塞（某个路由器缓冲区没空间了，被丢弃）概率大
    原因2：出错被丢弃了（各级错误，没有通过校验，被丢弃）概率小
    一旦超时，就认为拥塞了，有一定误判，但是总体控制方向是对的

2. 有关某个段的3次重复ACK：轻微拥塞
    段的第1个ack，正常，确认绿段，期待红段
    段的第2个重复ack，意味着红段的后一段收到了，蓝段乱序到达
    段的第2、3、4个ack重复，意味着红段的后第2、3、4个段收到了 ，橙段乱序到达，同时红段丢失的可能性很大（后面3个段都到了， 红段都没到）
    网络这时还能够进行一定程度的传输，拥塞但情况要比第一种好

TCP 拥塞控制：速率控制方法

如何控制发送端发送的速率
 维持一个拥塞窗口的值：CongWin (主要手段)
 发送端限制 已发送但是未确认 的数据量**（的上限）: LastByteSent-LastByteAcked <= CongWin
 从而粗略地控制**发送方的往网络中注入的速率

RTT 往返延时

如何控制发送端发送的速率
 CongWin是动态的，是感知到的网络拥塞程度的函数
 超时或者3个重复ack，CongWin↓（下降）
• 超时时：CongWin降为1MSS，进入SS阶段然后再倍增到 CongWin(原) / 2（每个RTT），从而进入CA阶段
• 3个重复ack ：CongWin降为CongWin/2,CA阶段
 否则（正常收到Ack，没有发送以上情况）：CongWin跃跃欲试↑ （上升）
• SS阶段：加倍增加(每个RTT)
• CA阶段：线性增加(每个RTT)

TCP拥塞控制和流量控制的联合动作

联合控制的方法:
 发送端控制发送但是未确认的量同时也不能够超过接收 窗口，满足流量控制要求
 SendWin=min{CongWin, RecvWin}
 同时满足 拥塞控制和流量控制要求

拥塞控制策略

 慢启动
 AIMD：线性增、乘性减少
 超时事件后的保守策略

TCP 慢启动

连接刚建立, CongWin = 1 MSS

• 如: MSS = 1460bytes & RTT = 200 msec  初始速率 = 58.4kbps

可用带宽可能>> MSS/RTT

• 应该尽快加速，到达希望的速率

当连接开始时，指数性增加发送速率，直到发生丢失的事件

• 1、启动初值很低 2、但是速度很快

当连接开始时，指数性增 加（每个RTT）发送速率 直到发生丢失事件
 每一个RTT， CongWin加倍
 每收到一个ACK时， CongWin加1（why）
 慢启动阶段：只要不超时或 3个重复ack，一个RTT， CongWin加倍

总结: 初始速率很慢，但是加速却是指数性的  指数增加，SS时间很短，长期来看可以忽略

TCP 拥塞控制：AIMD

乘性减: 丢失事件后将CongWin降为1(ss阶段通常可忽略，故相当于直接减少到 CongWin/2 )，将CongWin/2作为阈值，进入慢启动阶段（倍增直到 CongWin/2）

加性增： 当 CongWin >阈值时，一个 RTT 如没有发生丢失事件，将 CongWin 加1MSS : 探 测

当收到3个重复的ACKs:

• CongWin 减半
• 窗口（缓冲区大小）之后 线性增长

当超时事件发生时:

• CongWin被设置成 1 MSS，进入SS阶段
• 之后窗口指数增长
• 增长到一个阈值（上次发 生拥塞的窗口的一半）时 ，再线性增加

总结: TCP拥塞控制

出现丢失，Threshold设置成 CongWin的1/2

• 当CongWin＜Threshold, 发送端处于慢启动阶段（ slow-start）, 窗口指数性增长.

• 当CongWin > Threshold, 发送端处于拥塞避免阶段 （congestion-avoidance）, 窗口线性增长.

• 当收到三个重复的ACKs (triple duplicate ACK), Threshold设置成 CongWin/2， CongWin=Threshold+3.

• 当超时事件发生时timeout, Threshold=CongWin/2 CongWin=1 MSS，进入SS阶段

TCP 发送端拥塞控制

状态转换

TCP 吞吐量

TCP的平均吞吐量是多少，使用窗口window尺寸W和RTT来 描述?
 忽略慢启动阶段，假设发送端总有数据传输

W：发生丢失事件时的窗口尺寸（单位：字节）
 平均窗口尺寸（#in-flight字节）：3/4W
 平均吞吐量：一个RTT时间吞吐3/4W， avg TCP thruput = 3/4 * (W/RTT) bytes/sec

TCP 公平性

公平性目标: 如果 K个TCP会话分享一个链路带宽为R的 瓶颈，每一个会话的有效带宽为 R/K

2个竞争的TCP会话:
 加性增加，斜率为1, 吞吐量增加
 乘性减，吞吐量比例减少

往返延迟相同时，TCP会话竞争的最终，双方的 有效的带宽 将收敛到 链路带宽 的一半。
所以相互竞争时 应用建立的TCP会话越多，占有带宽一般越大。

公平性和 UDP
 多媒体应用通常不是用 TCP
 应用发送的数据速率希望 不受拥塞控制的节制
使用UDP:  音视频应用泵出数据的速率是恒定的, 忽略数据的丢失  研究领域: TCP 友好性

公平性和并行TCP连接
 2个主机间可以打开多个并行的TCP连接
 Web浏览器

• 例如: 带宽为R的链路支持了 9个连接;
  • 如果新的应用要求建1个TCP连接,获得带宽R/10
  • 如果新的应用要求建11个TCP连接,获得带宽R/2

第三章 总结

• 传输层提供的服务

  • 应用进程间的逻辑通信
    • Vs 网络层提供的是主机到主机的通信服务
  • 互联网上传输层协议：UDP TCP
    • 特性

• 多路复用和解复用

  • 端口：传输层的SAP
  • 无连接的多路复用和解复用
  • 面向连接的多路复用和解复用

• 实例1：无连接传输层协议 UDP

  • 多路复用解复用
  • UDP报文格式
  • 检错机制：校验和

• 可靠数据传输原理

  • 问题描述
  • 停止等待协议
    • Rdt1.0 rdt2.0,2.1 ,2.2 Rdt 3.0
  • 流水线协议
    • GBN
    • SR（Selective Repeat）

• 实例2：面向连接的 传输层协议-TCP

  • 概述：TCP特性
  • 报文段格式
    • 序号，超时机制及时间
  • TCP可靠传输机制
  • 重传，快速重传
  • 流量控制
  • 连接管理
    • 三次握手
    • 对称连接释放
  • 拥塞控制原理
    • 网络辅助的拥塞控制
    • 端到端的拥塞控制
  • TCP的拥塞控制
    • AIMD
    • 慢启动
    • 超时之后的保守策略