數(shù)據(jù)通信與計算機網(wǎng)絡82課件

1、數(shù)據(jù)通信與計算機網(wǎng)絡福州大學網(wǎng)絡工程研究所第五章 運輸層福州大學網(wǎng)絡工程研究所 蔣啟強主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理進程之間的通信從通信和信息處理的角度看，運輸層向它上面的應用層提供通信服務，它屬于面向通信部分的最高層，同時也是用戶功能中的最低層。當網(wǎng)絡的邊緣部分中的兩個主機使用網(wǎng)絡的核心部分的功能進行端到端的通信時，只有位于網(wǎng)絡邊緣部分的主機的協(xié)議棧才有運輸層，而網(wǎng)絡核心部分中的路由器在轉(zhuǎn)發(fā)分組時都只用到下三層的功能。 運輸層為相互通信的應用進程提

2、供了邏輯通信 54321運輸層提供應用進程間的邏輯通信主機 A主機 B應用進程應用進程路由器 1路由器 2AP1LAN2WANAP2AP3AP4IP 層LAN1AP1AP2AP4端口端口54321IP 協(xié)議的作用范圍運輸層協(xié)議 TCP 和 UDP 的作用范圍AP3應用進程之間的通信兩個主機進行通信實際上就是兩個主機中的應用進程互相通信。 應用進程之間的通信又稱為端到端的通信。 運輸層的一個很重要的功能就是復用和分用。應用層不同進程的報文通過不同的端口向下交到運輸層，再往下就共用網(wǎng)絡層提供的服務。“運輸層提供應用進程間的邏輯通信”。“邏輯通信”的意思是：運輸層之間的通信好像是沿水平方向傳送數(shù)據(jù)。

3、但事實上這兩個運輸層之間并沒有一條水平方向的物理連接。運輸層協(xié)議和網(wǎng)絡層協(xié)議的主要區(qū)別 應用進程應用進程IP 協(xié)議的作用范圍（提供主機之間的邏輯通信）TCP 和 UDP 協(xié)議的作用范圍（提供進程之間的邏輯通信）因 特 網(wǎng)運輸層的主要功能 運輸層為應用進程之間提供端到端的邏輯通信（但網(wǎng)絡層是為主機之間提供邏輯通信）。運輸層還要對收到的報文進行差錯檢測。運輸層需要有兩種不同的運輸協(xié)議，即面向連接的 TCP 和無連接的 UDP。 兩種不同的運輸協(xié)議運輸層向高層用戶屏蔽了下面網(wǎng)絡核心的細節(jié)（如網(wǎng)絡拓撲、所采用的路由選擇協(xié)議等），它使應用進程看見的就是好像在兩個運輸層實體之間有一條端到端的邏輯通信信道。

4、當運輸層采用面向連接的 TCP 協(xié)議時，盡管下面的網(wǎng)絡是不可靠的（只提供盡最大努力服務），但這種邏輯通信信道就相當于一條全雙工的可靠信道。當運輸層采用無連接的 UDP 協(xié)議時，這種邏輯通信信道是一條不可靠信道。 TCP/IP 的運輸層有兩個不同的協(xié)議：(1) 用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議 UDP (User Datagram Protocol)(2) 傳輸控制協(xié)議 TCP (Transmission Control Protocol)運輸層的兩個主要協(xié)議 兩個對等運輸實體在通信時傳送的數(shù)據(jù)單位叫作運輸協(xié)議數(shù)據(jù)單元 TPDU (Transport Protocol Data Unit)。TCP 傳送的數(shù)據(jù)單位

5、協(xié)議是 TCP 報文段(segment) UDP 傳送的數(shù)據(jù)單位協(xié)議是 UDP 報文或用戶數(shù)據(jù)報。 TCP 與 UDP TCP/IP 體系中的運輸層協(xié)議 TCPUDPIP應用層與各種網(wǎng)絡接口運輸層TCP 與 UDP UDP 在傳送數(shù)據(jù)之前不需要先建立連接。對方的運輸層在收到 UDP 報文后，不需要給出任何確認。雖然 UDP 不提供可靠交付，但在某些情況下 UDP 是一種最有效的工作方式。TCP 則提供面向連接的服務。TCP 不提供廣播或多播服務。由于 TCP 要提供可靠的、面向連接的運輸服務，因此不可避免地增加了許多的開銷。這不僅使協(xié)議數(shù)據(jù)單元的首部增大很多，還要占用許多的處理機資源。 還要強

6、調(diào)兩點 運輸層的 UDP 用戶數(shù)據(jù)報與網(wǎng)際層的IP數(shù)據(jù)報有很大區(qū)別。IP 數(shù)據(jù)報要經(jīng)過互連網(wǎng)中許多路由器的存儲轉(zhuǎn)發(fā)，但 UDP 用戶數(shù)據(jù)報是在運輸層的端到端抽象的邏輯信道中傳送的。TCP 報文段是在運輸層抽象的端到端邏輯信道中傳送，這種信道是可靠的全雙工信道。但這樣的信道卻不知道究竟經(jīng)過了哪些路由器，而這些路由器也根本不知道上面的運輸層是否建立了 TCP 連接。 運輸層的端口 運行在計算機中的進程是用進程標識符來標志的。運行在應用層的各種應用進程卻不應當讓計算機操作系統(tǒng)指派它的進程標識符。這是因為在因特網(wǎng)上使用的計算機的操作系統(tǒng)種類很多，而不同的操作系統(tǒng)又使用不同格式的進程標識符。為了使運行不

7、同操作系統(tǒng)的計算機的應用進程能夠互相通信，就必須用統(tǒng)一的方法對 TCP/IP 體系的應用進程進行標志。 需要解決的問題 由于進程的創(chuàng)建和撤銷都是動態(tài)的，發(fā)送方幾乎無法識別其他機器上的進程。有時我們會改換接收報文的進程，但并不需要通知所有發(fā)送方。我們往往需要利用目的主機提供的功能來識別終點，而不需要知道實現(xiàn)這個功能的進程。端口號(protocol port number)簡稱為端口(port)解決這個問題的方法就是在運輸層使用協(xié)議端口號(protocol port number)，或通常簡稱為端口(port)。雖然通信的終點是應用進程，但我們可以把端口想象是通信的終點，因為我們只要把要傳送的報文

8、交到目的主機的某一個合適的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的進程）就由 TCP 來完成。軟件端口與硬件端口在協(xié)議棧層間的抽象的協(xié)議端口是軟件端口。路由器或交換機上的端口是硬件端口。硬件端口是不同硬件設備進行交互的接口，而軟件端口是應用層的各種協(xié)議進程與運輸實體進行層間交互的一種地址。 TCP 的端口 端口用一個 16 位端口號進行標志。端口號只具有本地意義，即端口號只是為了標志本計算機應用層中的各進程。在因特網(wǎng)中不同計算機的相同端口號是沒有聯(lián)系的。三類端口 熟知端口，數(shù)值一般為 01023。登記端口號，數(shù)值為102449151，為沒有熟知端口號的應用程序使用的。使用這個范圍的端口號必須在 I

9、ANA 登記，以防止重復?？蛻舳丝谔柣蚨虝憾丝谔枺瑪?shù)值為4915265535，留給客戶進程選擇暫時使用。當服務器進程收到客戶進程的報文時，就知道了客戶進程所使用的動態(tài)端口號。通信結束后，這個端口號可供其他客戶進程以后使用。 主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理UDP 概述 UDP 只在 IP 的數(shù)據(jù)報服務之上增加了很少一點的功能，即端口的功能和差錯檢測的功能。雖然 UDP 用戶數(shù)據(jù)報只能提供不可靠的交付，但 UDP 在某些方面有其特殊的優(yōu)點。UDP 的主要

10、特點 UDP 是無連接的，即發(fā)送數(shù)據(jù)之前不需要建立連接。UDP 使用盡最大努力交付，即不保證可靠交付，同時也不使用擁塞控制。UDP 是面向報文的。UDP 沒有擁塞控制，很適合多媒體通信的要求。 UDP 支持一對一、一對多、多對一和多對多的交互通信。UDP 的首部開銷小，只有 8 個字節(jié)。 面向報文的 UDP發(fā)送方 UDP 對應用程序交下來的報文，在添加首部后就向下交付 IP 層。UDP 對應用層交下來的報文，既不合并，也不拆分，而是保留這些報文的邊界。應用層交給 UDP 多長的報文，UDP 就照樣發(fā)送，即一次發(fā)送一個報文。接收方 UDP 對 IP 層交上來的 UDP 用戶數(shù)據(jù)報，在去除首部后就

11、原封不動地交付上層的應用進程，一次交付一個完整的報文。應用程序必須選擇合適大小的報文。UDP 是面向報文的 IP 數(shù)據(jù)報的數(shù)據(jù)部分IP 首部IP 層UDP 首部UDP 用戶數(shù)據(jù)報的數(shù)據(jù)部分運輸層應用層報文應用層UDP 的首部格式 偽首部源端口目的端口長 度檢驗和數(shù) 據(jù)首 部UDP長度源 IP 地址目的 IP 地址017IP 數(shù)據(jù)報字節(jié)44112122222字節(jié)發(fā)送在前數(shù) 據(jù)首 部UDP 用戶數(shù)據(jù)報UDP 基于端口的分用 IP 層UDP 數(shù)據(jù)報到達端口 2端口 3端口 1UDP 分用偽首部源端口目的端口長 度檢驗和數(shù) 據(jù)首 部UDP長度源 IP 地址目的 IP 地址017IP 數(shù)據(jù)報字節(jié)4411

12、2122222字節(jié)發(fā)送在前數(shù) 據(jù)首 部UDP 用戶數(shù)據(jù)報用戶數(shù)據(jù)報 UDP 有兩個字段：數(shù)據(jù)字段和首部字段。首部字段有 8 個字節(jié)，由 4 個字段組成，每個字段都是兩個字節(jié)。 偽首部源端口目的端口長 度檢驗和數(shù) 據(jù)首 部UDP長度源 IP 地址目的 IP 地址017IP 數(shù)據(jù)報字節(jié)44112122222字節(jié)發(fā)送在前數(shù) 據(jù)首 部UDP 用戶數(shù)據(jù)報在計算檢驗和時，臨時把“偽首部”和 UDP 用戶數(shù)據(jù)報連接在一起。偽首部僅僅是為了計算檢驗和。計算 UDP 檢驗和的例子 10011001 00010011 153.1900001000 01101000 8.10410101011 00000011 1

13、71.300001110 00001011 14.1100000000 00010001 0 和 1700000000 00001111 1500000100 00111111 108700000000 00001101 1300000000 00001111 1500000000 00000000 0（檢驗和）01010100 01000101 數(shù)據(jù)01010011 01010100 數(shù)據(jù)01001001 01001110 數(shù)據(jù)01000111 00000000 數(shù)據(jù)和 0（填充）10010110 11101101 求和得出的結果01101001 00010010 檢驗和 153.19.8.

14、104171.3.14.1112 字節(jié)偽首部8 字節(jié)UDP 首部7 字節(jié)數(shù)據(jù)填充按二進制反碼運算求和將得出的結果求反碼全 0 17 15 1087 13 15 全 0數(shù)據(jù) 數(shù)據(jù) 數(shù)據(jù) 數(shù)據(jù)數(shù)據(jù) 數(shù)據(jù) 數(shù)據(jù) 全 0主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理TCP 最主要的特點 TCP 是面向連接的運輸層協(xié)議。每一條 TCP 連接只能有兩個端點(endpoint)，每一條 TCP 連接只能是點對點的（一對一）。 TCP 提供可靠交付的服務。 TCP 提供全雙工通信。

15、面向字節(jié)流。 768HTCP 面向流的概念 發(fā)送 TCP 報文段發(fā)送方接收方把字節(jié)寫入發(fā)送緩存從接收緩存讀取字節(jié)應用進程應用進程1230181716151419202145131211H109H加上 TCP 首部構成 TCP 報文段TCPTCP字節(jié)流字節(jié)流H表示 TCP 報文段的首部x表示序號為 x 的數(shù)據(jù)字節(jié)TCP 連接應當注意TCP 連接是一條虛連接而不是一條真正的物理連接。TCP 對應用進程一次把多長的報文發(fā)送到TCP 的緩存中是不關心的。TCP 根據(jù)對方給出的窗口值和當前網(wǎng)絡擁塞的程度來決定一個報文段應包含多少個字節(jié)（UDP 發(fā)送的報文長度是應用進程給出的）。TCP 可把太長的數(shù)據(jù)塊劃

16、分短一些再傳送。TCP 也可等待積累有足夠多的字節(jié)后再構成報文段發(fā)送出去。 TCP 的連接 TCP 把連接作為最基本的抽象。每一條 TCP 連接有兩個端點。TCP 連接的端點不是主機，不是主機的IP 地址，不是應用進程，也不是運輸層的協(xié)議端口。TCP 連接的端點叫做套接字(socket)或插口。端口號拼接到(contatenated with) IP 地址即構成了套接字。 套接字 (socket) 套接字 socket = (IP地址: 端口號) (5-1)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 = (I

17、P1: port1), (IP2: port2) (5-2)同一個名詞 socket有多種不同的意思 應用編程接口 API 稱為 socket API, 簡稱為 socket。socket API 中使用的一個函數(shù)名也叫作 socket。調(diào)用 socket 函數(shù)的端點稱為 socket。調(diào)用 socket 函數(shù)時其返回值稱為 socket 描述符，可簡稱為 socket。在操作系統(tǒng)內(nèi)核中連網(wǎng)協(xié)議的 Berkeley 實現(xiàn)，稱為 socket 實現(xiàn)。 主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP

18、的擁塞控制TCP的運輸連接管理停止等待協(xié)議 (a) 無差錯情況A發(fā)送 M1確認 M1B發(fā)送 M2發(fā)送 M3確認 M2確認 M3A發(fā)送 M1B超時重傳 M1發(fā)送 M2確認 M1丟棄有差錯的報文(b) 超時重傳tttt請注意在發(fā)送完一個分組后，必須暫時保留已發(fā)送的分組的副本。分組和確認分組都必須進行編號。超時計時器的重傳時間應當比數(shù)據(jù)在分組傳輸?shù)钠骄禃r間更長一些。 確認丟失和確認遲到 A發(fā)送 M1B超時重傳 M1發(fā)送 M2丟棄重復的 M1重傳確認 M1(a) 確認丟失確認 M1A發(fā)送 M1B超時重傳 M1發(fā)送 M2丟棄重復的 M1重傳確認M1(b) 確認遲到確認 M1收下遲到的確認但什么也不做

19、tttt可靠通信的實現(xiàn)使用上述的確認和重傳機制，我們就可以在不可靠的傳輸網(wǎng)絡上實現(xiàn)可靠的通信。這種可靠傳輸協(xié)議常稱為自動重傳請求ARQ (Automatic Repeat reQuest)。ARQ 表明重傳的請求是自動進行的。接收方不需要請求發(fā)送方重傳某個出錯的分組 。信道利用率 停止等待協(xié)議的優(yōu)點是簡單，但缺點是信道利用率太低。 TDRTTATD + RTT + TAB分組確認tt分組確認信道的利用率 U (5-3)流水線傳輸 發(fā)送方可連續(xù)發(fā)送多個分組，不必每發(fā)完一個分組就停頓下來等待對方的確認。由于信道上一直有數(shù)據(jù)不間斷地傳送，這種傳輸方式可獲得很高的信道利用率。 B分組ttAACK連續(xù)

20、ARQ 協(xié)議 123456789101112(a) 發(fā)送方維持發(fā)送窗口（發(fā)送窗口是 5）發(fā)送窗口(b) 收到一個確認后發(fā)送窗口向前滑動向前123456789101112發(fā)送窗口累積確認 接收方一般采用累積確認的方式。即不必對收到的分組逐個發(fā)送確認，而是對按序到達的最后一個分組發(fā)送確認，這樣就表示：到這個分組為止的所有分組都已正確收到了。累積確認有的優(yōu)點是：容易實現(xiàn)，即使確認丟失也不必重傳。缺點是：不能向發(fā)送方反映出接收方已經(jīng)正確收到的所有分組的信息。Go-back-N（回退 N） 如果發(fā)送方發(fā)送了前 5 個分組，而中間的第 3 個分組丟失了。這時接收方只能對前兩個分組發(fā)出確認。發(fā)送方無法知道后

21、面三個分組的下落，而只好把后面的三個分組都再重傳一次。這就叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回來重傳已發(fā)送過的 N 個分組?？梢姰斖ㄐ啪€路質(zhì)量不好時，連續(xù) ARQ 協(xié)議會帶來負面的影響。 TCP 可靠通信的具體實現(xiàn) TCP 連接的每一端都必須設有兩個窗口一個發(fā)送窗口和一個接收窗口。 TCP 的可靠傳輸機制用字節(jié)的序號進行控制。TCP 所有的確認都是基于序號而不是基于報文段。 TCP 兩端的四個窗口經(jīng)常處于動態(tài)變化之中。TCP連接的往返時間 RTT 也不是固定不變的。需要使用特定的算法估算較為合理的重傳時間。 主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳

22、輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理TCP首部20 字節(jié)的固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FIN32 位SYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充TCP 數(shù)據(jù)部分TCP 首部TCP 報文段IP 數(shù)據(jù)部分IP 首部發(fā)送在前TCP 報文段的首部格式 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位

23、0 8 16 24 31填 充源端口和目的端口字段各占 2 字節(jié)。端口是運輸層與應用層的服務接口。運輸層的復用和分用功能都要通過端口才能實現(xiàn)。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充序號字段占 4 字節(jié)。TCP 連接中傳送的數(shù)據(jù)流中的每一個字節(jié)都編上一個序號。序號字段的值則指的是本報文段所發(fā)送的數(shù)據(jù)的第一個字節(jié)的序號。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指

24、 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充確認號字段占 4 字節(jié)，是期望收到對方的下一個報文段的數(shù)據(jù)的第一個字節(jié)的序號。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充數(shù)據(jù)偏移（即首部長度）占 4 位，它指出 TCP 報文段的數(shù)據(jù)起始處距離 TCP 報文段的起始處有多遠?！皵?shù)據(jù)偏移”的單位是 32 位字（以 4 字節(jié)為計算單位）。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢

25、驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充保留字段占 6 位，保留為今后使用，但目前應置為 0。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充緊急 URG 當 URG 1 時，表明緊急指針字段有效。它告訴系統(tǒng)此報文段中有緊急數(shù)據(jù)，應盡快傳送(相當于高優(yōu)先級的數(shù)據(jù))。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和

26、選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充確認 ACK 只有當 ACK 1 時確認號字段才有效。當 ACK 0 時，確認號無效。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充推送 PSH (PuSH) 接收 TCP 收到 PSH = 1 的報文段，就盡快地交付接收應用進程，而不再等到整個緩存都填滿了后再向上交付。 TCP首部20字

27、節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充復位 RST (ReSeT) 當 RST 1 時，表明 TCP 連接中出現(xiàn)嚴重差錯（如由于主機崩潰或其他原因），必須釋放連接，然后再重新建立運輸連接。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充同步 SYN 同步 SYN = 1 表示這是一個連接

28、請求或連接接受報文。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充終止 FIN (FINis) 用來釋放一個連接。FIN 1 表明此報文段的發(fā)送端的數(shù)據(jù)已發(fā)送完畢，并要求釋放運輸連接。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充窗口字段 占 2 字節(jié)，用來讓對方設置發(fā)送窗口

29、的依據(jù)，單位為字節(jié)。TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充檢驗和 占 2 字節(jié)。檢驗和字段檢驗的范圍包括首部和數(shù)據(jù)這兩部分。在計算檢驗和時，要在 TCP 報文段的前面加上 12 字節(jié)的偽首部。TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充緊急指針字段 占 16 位，指出在

30、本報文段中緊急數(shù)據(jù)共有多少個字節(jié)（緊急數(shù)據(jù)放在本報文段數(shù)據(jù)的最前面）。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG比特 0 8 16 24 31填 充選項字段 長度可變。TCP 最初只規(guī)定了一種選項，即最大報文段長度 MSS。MSS 告訴對方 TCP：“我的緩存所能接收的報文段的數(shù)據(jù)字段的最大長度是 MSS 個字節(jié)?！?MSS (Maximum Segment Size)是 TCP 報文段中的數(shù)據(jù)字段的最大長度。數(shù)據(jù)字段加上 TCP 首部才等于整個的 TCP 報文段

31、。其他選項窗口擴大選項 占 3 字節(jié)，其中有一個字節(jié)表示移位值 S。新的窗口值等于TCP 首部中的窗口位數(shù)增大到(16 + S)，相當于把窗口值向左移動 S 位后獲得實際的窗口大小。時間戳選項占10 字節(jié)，其中最主要的字段時間戳值字段（4 字節(jié)）和時間戳回送回答字段（4 字節(jié)）。選擇確認選項在后面的 5.6.3 節(jié)介紹。 TCP首部20字節(jié)固定首部目 的 端 口數(shù)據(jù)偏移檢 驗 和選 項 （長 度 可 變）源 端 口序 號緊 急 指 針窗 口確 認 號保 留FINSYNRSTPSHACKURG位 0 8 16 24 31填 充填充字段 這是為了使整個首部長度是 4 字節(jié)的整數(shù)倍。 主要內(nèi)容運輸層

32、協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理以字節(jié)為單位的滑動窗口前移不允許發(fā)送已發(fā)送并收到確認A 的發(fā)送窗口 = 20允許發(fā)送的序號26272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556B 期望收到的序號前沿后沿前移收縮根據(jù) B 給出的窗口值A 構造出自己的發(fā)送窗口 TCP 標準強烈不贊成發(fā)送窗口前沿向后收縮 不允許發(fā)送已發(fā)送并收到確認A 的發(fā)送窗口位置不變允許發(fā)送但尚未發(fā)送2627282930313233

33、34353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送但未收到確認56P1P2P3不允許接收已發(fā)送確認并交付主機B 的接收窗口允許接收26272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556未按序收到可用窗口A 發(fā)送了 11 個字節(jié)的數(shù)據(jù) P3 P1 = A 的發(fā)送窗口（又稱為通知窗口）P2 P1 = 已發(fā)送但尚未收到確認的字節(jié)數(shù)P3 P2 = 允許發(fā)送但尚未發(fā)送的字節(jié)數(shù)（又稱為可用窗口） 允許發(fā)送但尚未發(fā)送A 的發(fā)送窗口向前滑動26272829303132333435363738394

34、0414243444546474849505152535455已發(fā)送并收到確認不允許發(fā)送已發(fā)送但未收到確認56P1P2P3允許接收B 的接收窗口向前滑動262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送確認并交付主機不允許接收56未按序收到A 收到新的確認號，發(fā)送窗口向前滑動 先存下，等待缺少的數(shù)據(jù)的到達不允許發(fā)送已發(fā)送并收到確認A 的發(fā)送窗口已滿，有效窗口為零262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送但未收到確認56P1P2P3A 的

35、發(fā)送窗口內(nèi)的序號都已用完，但還沒有再收到確認，必須停止發(fā)送。 發(fā)送緩存 最后被確認的字節(jié)發(fā)送應用程序發(fā)送緩存最后發(fā)送的字節(jié)發(fā)送窗口已發(fā)送TCP序號增大接收緩存接收應用程序已收到接收窗口TCP接收緩存下一個讀取的字節(jié)序號增大下一個期望收到的字節(jié)（確認號）發(fā)送緩存與接收緩存的作用發(fā)送緩存用來暫時存放： 發(fā)送應用程序傳送給發(fā)送方 TCP 準備發(fā)送的數(shù)據(jù)； TCP 已發(fā)送出但尚未收到確認的數(shù)據(jù)。接收緩存用來暫時存放： 按序到達的、但尚未被接收應用程序讀取的數(shù)據(jù)； 不按序到達的數(shù)據(jù)。 需要強調(diào)三點A 的發(fā)送窗口并不總是和 B 的接收窗口一樣大（因為有一定的時間滯后）。TCP 標準沒有規(guī)定對不按序到達的數(shù)

36、據(jù)應如何處理。通常是先臨時存放在接收窗口中，等到字節(jié)流中所缺少的字節(jié)收到后，再按序交付上層的應用進程。TCP 要求接收方必須有累積確認的功能，這樣可以減小傳輸開銷。 超時重傳時間的選擇重傳機制是 TCP 中最重要和最復雜的問題之一。TCP 每發(fā)送一個報文段，就對這個報文段設置一次計時器。只要計時器設置的重傳時間到但還沒有收到確認，就要重傳這一報文段。往返時延的方差很大由于 TCP 的下層是一個互聯(lián)網(wǎng)環(huán)境，IP 數(shù)據(jù)報所選擇的路由變化很大。因而運輸層的往返時間的方差也很大。時間數(shù)據(jù)鏈路層運輸層T1T2T3往返時間的概率分布加權平均往返時間TCP 保留了 RTT 的一個加權平均往返時間 RTTS（

37、這又稱為平滑的往返時間）。第一次測量到 RTT 樣本時，RTTS 值就取為所測量到的 RTT 樣本值。以后每測量到一個新的 RTT 樣本，就按下式重新計算一次 RTTS： 新的 RTTS (1 ) (舊的 RTTS) (新的 RTT 樣本) (5-4)式中，0 1。若 很接近于零，表示 RTT 值更新較慢。若選擇 接近于 1，則表示 RTT 值更新較快。RFC 2988 推薦的 值為 1/8，即 0.125。 超時重傳時間 RTO (RetransmissionTime-Out) RTO 應略大于上面得出的加權平均往返時間 RTTS。RFC 2988 建議使用下式計算 RTO： RTO RTT

38、S + 4 RTTD (5-5)RTTD 是 RTT 的偏差的加權平均值。RFC 2988 建議這樣計算 RTTD。第一次測量時，RTTD 值取為測量到的 RTT 樣本值的一半。在以后的測量中，則使用下式計算加權平均的 RTTD：新的 RTTD = (1 ) (舊的RTTD) + RTTS 新的 RTT 樣本 (5-6) 是個小于 1 的系數(shù)，其推薦值是 1/4，即 0.25。往返時間 RTT?往返時間的測量相當復雜 TCP 報文段 1 沒有收到確認。重傳（即報文段 2）后，收到了確認報文段 ACK。如何判定此確認報文段是對原來的報文段 1 的確認，還是對重傳的報文段 2 的確認？ 發(fā)送一個T

39、CP 報文段超時重傳TCP 報文段收到 ACK時間12往返時間 RTT?是對哪一個報文段的確認？Karn 算法 在計算平均往返時間 RTT 時，只要報文段重傳了，就不采用其往返時間樣本。這樣得出的加權平均平均往返時間 RTTS 和超時重傳時間 RTO 就較準確。 報文段每重傳一次，就把 RTO 增大一些：新的 RTO (舊的 RTO) 系數(shù) 的典型值是 2 。當不再發(fā)生報文段的重傳時，才根據(jù)報文段的往返時延更新平均往返時延 RTT 和超時重傳時間 RTO 的數(shù)值。實踐證明，這種策略較為合理。 修正的 Karn 算法 選擇確認 SACK(Selective ACK) 接收方收到了和前面的字節(jié)流不

40、連續(xù)的兩個字節(jié)塊。如果這些字節(jié)的序號都在接收窗口之內(nèi)，那么接收方就先收下這些數(shù)據(jù)，但要把這些信息準確地告訴發(fā)送方，使發(fā)送方不要再重復發(fā)送這些已收到的數(shù)據(jù)。 1 1000 1501 3000 3501 4500確認號 = 1001L1 = 1501L2 = 3501R1 = 3001R1 = 4501接收到的字節(jié)流序號不連續(xù) 連續(xù)的字節(jié)流第一個字節(jié)塊第二個字節(jié)塊 和前后字節(jié)不連續(xù)的每一個字節(jié)塊都有兩個邊界： 左邊界和右邊界。圖中用四個指針標記這些邊界。 第一個字節(jié)塊的左邊界 L1 = 1501，但右邊界 R1 = 3001。 左邊界指出字節(jié)塊的第一個字節(jié)的序號，但右邊界減 1 才是 字節(jié)塊中的最

41、后一個序號。 第二個字節(jié)塊的左邊界 L2 = 3501，而右邊界 R2 = 4501。 RFC 2018 的規(guī)定如果要使用選擇確認，那么在建立 TCP 連接時，就要在 TCP 首部的選項中加上“允許 SACK”的選項，而雙方必須都事先商定好。如果使用選擇確認，那么原來首部中的“確認號字段”的用法仍然不變。只是以后在 TCP 報文段的首部中都增加了 SACK 選項，以便報告收到的不連續(xù)的字節(jié)塊的邊界。由于首部選項的長度最多只有 40 字節(jié)，而指明一個邊界就要用掉 4 字節(jié)，因此在選項中最多只能指明 4 個字節(jié)塊的邊界信息。主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)?/p>

42、工作原理TCP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理利用滑動窗口實現(xiàn)流量控制一般說來，我們總是希望數(shù)據(jù)傳輸?shù)酶煲恍５绻l(fā)送方把數(shù)據(jù)發(fā)送得過快，接收方就可能來不及接收，這就會造成數(shù)據(jù)的丟失。流量控制(flow control)就是讓發(fā)送方的發(fā)送速率不要太快，既要讓接收方來得及接收，也不要使網(wǎng)絡發(fā)生擁塞。利用滑動窗口機制可以很方便地在 TCP 連接上實現(xiàn)流量控制。 seq = 1, DATAseq = 201, DATAseq = 401, DATAseq = 301, DATAseq = 101, DATAseq = 201, DATAse

43、q = 501, DATAACK = 1, ack = 201, rwnd = 300ACK = 1, ack = 601, rwnd = 0ACK = 1, ack = 501, rwnd = 100AB允許 A 發(fā)送序號 201 至 500 共 300 字節(jié)A 發(fā)送了序號 101 至 200，還能發(fā)送 200 字節(jié)A 發(fā)送了序號 301 至 400，還能再發(fā)送 100 字節(jié)新數(shù)據(jù)A 發(fā)送了序號 1 至 100，還能發(fā)送 300 字節(jié)A 發(fā)送了序號 401 至 500，不能再發(fā)送新數(shù)據(jù)了A 超時重傳舊的數(shù)據(jù)，但不能發(fā)送新的數(shù)據(jù)允許 A 發(fā)送序號 501 至 600 共 100 字節(jié)A 發(fā)送了

44、序號 501 至 600，不能再發(fā)送了不允許 A 再發(fā)送（到序號 600 為止的數(shù)據(jù)都收到了）丟失！流量控制舉例A 向 B 發(fā)送數(shù)據(jù)。在連接建立時，B 告訴 A：“我的接收窗口 rwnd = 400（字節(jié)）”。持續(xù)計時器(persistence timer)。TCP 為每一個連接設有一個持續(xù)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(xù)計時器。若持續(xù)計時器設置的時間到期，就發(fā)送一個零窗口探測報文段（僅攜帶 1 字節(jié)的數(shù)據(jù)），而對方就在確認這個探測報文段時給出了現(xiàn)在的窗口值。若窗口仍然是零，則收到這個報文段的一方就重新設置持續(xù)計時器。若窗口不是零，則死鎖的僵局就可以打破了。 必

45、須考慮傳輸效率可以用不同的機制來控制 TCP 報文段的發(fā)送時機:第一種機制是 TCP 維持一個變量，它等于最大報文段長度 MSS。只要緩存中存放的數(shù)據(jù)達到 MSS 字節(jié)時，就組裝成一個 TCP 報文段發(fā)送出去。第二種機制是由發(fā)送方的應用進程指明要求發(fā)送報文段，即 TCP 支持的推送(push)操作。第三種機制是發(fā)送方的一個計時器期限到了，這時就把當前已有的緩存數(shù)據(jù)裝入報文段（但長度不能超過 MSS）發(fā)送出去。主要內(nèi)容運輸層協(xié)議概述用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議UDP傳輸控制協(xié)議TCP概述可靠傳輸?shù)墓ぷ髟鞹CP報文段的首部格式TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)TCP的流量控制TCP的擁塞控制TCP的運輸連接管理擁塞控制的一

46、般原理 在某段時間，若對網(wǎng)絡中某資源的需求超過了該資源所能提供的可用部分，網(wǎng)絡的性能就要變壞產(chǎn)生擁塞(congestion)。出現(xiàn)資源擁塞的條件： 對資源需求的總和 可用資源 (5-7) 若網(wǎng)絡中有許多資源同時產(chǎn)生擁塞，網(wǎng)絡的性能就要明顯變壞，整個網(wǎng)絡的吞吐量將隨輸入負荷的增大而下降。 擁塞控制與流量控制的關系 擁塞控制所要做的都有一個前提，就是網(wǎng)絡能夠承受現(xiàn)有的網(wǎng)絡負荷。擁塞控制是一個全局性的過程，涉及到所有的主機、所有的路由器，以及與降低網(wǎng)絡傳輸性能有關的所有因素。 流量控制往往指在給定的發(fā)送端和接收端之間的點對點通信量的控制。 流量控制所要做的就是抑制發(fā)送端發(fā)送數(shù)據(jù)的速率，以便使接收端來

47、得及接收。 擁塞控制所起的作用 提供的負載吞吐量理想的擁塞控制實際的擁塞控制0死鎖（吞吐量 = 0）無擁塞控制擁塞輕度擁塞擁塞控制的一般原理 擁塞控制是很難設計的，因為它是一個動態(tài)的（而不是靜態(tài)的）問題。當前網(wǎng)絡正朝著高速化的方向發(fā)展，這很容易出現(xiàn)緩存不夠大而造成分組的丟失。但分組的丟失是網(wǎng)絡發(fā)生擁塞的征兆而不是原因。在許多情況下，甚至正是擁塞控制本身成為引起網(wǎng)絡性能惡化甚至發(fā)生死鎖的原因。這點應特別引起重視。 開環(huán)控制和閉環(huán)控制 開環(huán)控制方法就是在設計網(wǎng)絡時事先將有關發(fā)生擁塞的因素考慮周到，力求網(wǎng)絡在工作時不產(chǎn)生擁塞。 閉環(huán)控制是基于反饋環(huán)路的概念。屬于閉環(huán)控制的有以下幾種措施： 監(jiān)測網(wǎng)絡系

48、統(tǒng)以便檢測到擁塞在何時、何處發(fā)生。將擁塞發(fā)生的信息傳送到可采取行動的地方。調(diào)整網(wǎng)絡系統(tǒng)的運行以解決出現(xiàn)的問題。幾種擁塞控制方法1. 慢開始和擁塞避免發(fā)送方維持一個叫做擁塞窗口 cwnd (congestion window)的狀態(tài)變量。擁塞窗口的大小取決于網(wǎng)絡的擁塞程度，并且動態(tài)地在變化。發(fā)送方讓自己的發(fā)送窗口等于擁塞窗口。如再考慮到接收方的接收能力，則發(fā)送窗口還可能小于擁塞窗口。發(fā)送方控制擁塞窗口的原則是：只要網(wǎng)絡沒有出現(xiàn)擁塞，擁塞窗口就再增大一些，以便把更多的分組發(fā)送出去。但只要網(wǎng)絡出現(xiàn)擁塞，擁塞窗口就減小一些，以減少注入到網(wǎng)絡中的分組數(shù)。 慢開始算法的原理 在主機剛剛開始發(fā)送報文段時可先

49、設置擁塞窗口 cwnd = 1，即設置為一個最大報文段 MSS 的數(shù)值。在每收到一個對新的報文段的確認后，將擁塞窗口加 1，即增加一個 MSS 的數(shù)值。用這樣的方法逐步增大發(fā)送端的擁塞窗口 cwnd，可以使分組注入到網(wǎng)絡的速率更加合理。 發(fā)送方接收方發(fā)送 M1 確認 M1發(fā)送 M2M3 確認 M2M3 發(fā)送 M4M7 確認 M4M7 cwnd = 1 cwnd = 2 cwnd = 4 發(fā)送 M8M15cwnd = 8 tt發(fā)送方每收到一個對新報文段的確認（重傳的不算在內(nèi)）就使 cwnd 加 1。 輪次 1輪次 2輪次 3傳輸輪次(transmission round)使用慢開始算法后，每經(jīng)過

50、一個傳輸輪次，擁塞窗口 cwnd 就加倍。 一個傳輸輪次所經(jīng)歷的時間其實就是往返時間 RTT?！皞鬏斴喆巍备訌娬{(diào)：把擁塞窗口 cwnd 所允許發(fā)送的報文段都連續(xù)發(fā)送出去，并收到了對已發(fā)送的最后一個字節(jié)的確認。例如，擁塞窗口 cwnd = 4，這時的往返時間 RTT 就是發(fā)送方連續(xù)發(fā)送 4 個報文段，并收到這 4 個報文段的確認，總共經(jīng)歷的時間。 設置慢開始門限狀態(tài)變量ssthresh慢開始門限 ssthresh 的用法如下：當 cwnd ssthresh 時，停止使用慢開始算法而改用擁塞避免算法。當 cwnd = ssthresh 時，既可使用慢開始算法，也可使用擁塞避免算法。擁塞避免算法的

51、思路是讓擁塞窗口 cwnd 緩慢地增大，即每經(jīng)過一個往返時間 RTT 就把發(fā)送方的擁塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使擁塞窗口 cwnd 按線性規(guī)律緩慢增長。當網(wǎng)絡出現(xiàn)擁塞時無論在慢開始階段還是在擁塞避免階段，只要發(fā)送方判斷網(wǎng)絡出現(xiàn)擁塞（其根據(jù)就是沒有按時收到確認），就要把慢開始門限 ssthresh 設置為出現(xiàn)擁塞時的發(fā)送方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把擁塞窗口 cwnd 重新設置為 1，執(zhí)行慢開始算法。這樣做的目的就是要迅速減少主機發(fā)送到網(wǎng)絡中的分組數(shù)，使得發(fā)生擁塞的路由器有足夠時間把隊列中積壓的分組處理完畢。 2216慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 當 TCP 連接進行初始化

52、時，將擁塞窗口置為 1。圖中的窗口單位不使用字節(jié)而使用報文段。慢開始門限的初始值設置為 16 個報文段，即 ssthresh = 16。“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 發(fā)送端的發(fā)送窗口不能超過擁塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我們假定接收端窗口足夠大，因此現(xiàn)在發(fā)送窗口的數(shù)值等于擁塞窗口的數(shù)值。2216“乘法減小”2468101214161820004812

53、2024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 在執(zhí)行慢開始算法時，擁塞窗口 cwnd 的初始值為 1，發(fā)送第一個報文段 M0。 2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 發(fā)送端每收到一個確認 ，就把 cwnd 加 1。于是發(fā)送端可以接著發(fā)

54、送 M1 和 M2 兩個報文段。 2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 接收端共發(fā)回兩個確認。發(fā)送端每收到一個對新報文段的確認，就把發(fā)送端的 cwnd 加 1?，F(xiàn)在 cwnd 從 2 增大到 4，并可接著發(fā)送后面的 4 個報文段。 2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthr

55、esh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 發(fā)送端每收到一個對新報文段的確認，就把發(fā)送端的擁塞窗口加 1，因此擁塞窗口 cwnd 隨著傳輸輪次按指數(shù)規(guī)律增長。 2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 當擁塞窗口 cwnd 增長到慢開始門限值 ssthresh 時（即當 cwnd = 16 時），就改為執(zhí)行擁塞

56、避免算法，擁塞窗口按線性規(guī)律增長。 2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 假定擁塞窗口的數(shù)值增長到 24 時，網(wǎng)絡出現(xiàn)超時，表明網(wǎng)絡擁塞了。 傳輸輪次2216

57、“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”慢開始和擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 更新后的 ssthresh 值變?yōu)?12（即發(fā)送窗口數(shù)值 24 的一半），擁塞窗口再重新設置為 1，并執(zhí)行慢開始算法。 傳輸輪次2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口 cwnd新的 ssthresh 值網(wǎng)絡擁塞指數(shù)規(guī)律增長ssthresh 的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”慢開始和

58、擁塞避免算法的實現(xiàn)舉例 當 cwnd = 12 時改為執(zhí)行擁塞避免算法，擁塞窗口按按線性規(guī)律增長，每經(jīng)過一個往返時延就增加一個 MSS 的大小。 傳輸輪次乘法減小(multiplicative decrease) “乘法減小“是指不論在慢開始階段還是擁塞避免階段，只要出現(xiàn)一次超時（即出現(xiàn)一次網(wǎng)絡擁塞），就把慢開始門限值 ssthresh 設置為當前的擁塞窗口值乘以 0.5。當網(wǎng)絡頻繁出現(xiàn)擁塞時，ssthresh 值就下降得很快，以大大減少注入到網(wǎng)絡中的分組數(shù)。 加法增大(additive increase) “加法增大”是指執(zhí)行擁塞避免算法后，在收到對所有報文段的確認后（即經(jīng)過一個往返時間），

59、就把擁塞窗口 cwnd增加一個 MSS 大小，使擁塞窗口緩慢增大，以防止網(wǎng)絡過早出現(xiàn)擁塞。 必須強調(diào)指出 “擁塞避免”并非指完全能夠避免了擁塞。利用以上的措施要完全避免網(wǎng)絡擁塞還是不可能的?！皳砣苊狻笔钦f在擁塞避免階段把擁塞窗口控制為按線性規(guī)律增長，使網(wǎng)絡比較不容易出現(xiàn)擁塞。 2. 快重傳和快恢復快重傳算法首先要求接收方每收到一個失序的報文段后就立即發(fā)出重復確認。這樣做可以讓發(fā)送方及早知道有報文段沒有到達接收方。 發(fā)送方只要一連收到三個重復確認就應當立即重傳對方尚未收到的報文段。 不難看出，快重傳并非取消重傳計時器，而是在某些情況下可更早地重傳丟失的報文段。 快重傳舉例發(fā)送方接收方發(fā)送 M1

60、 確認 M1t 確認 M2 發(fā)送 M2發(fā)送 M3發(fā)送 M4 ？發(fā)送 M5發(fā)送 M6 重復確認 M2 立即重傳 M3 重復確認 M2 重復確認 M2 t發(fā)送 M7收到三個連續(xù)的對 M2 的重復確認立即重傳 M3丟失快恢復算法 (1) 當發(fā)送端收到連續(xù)三個重復的確認時，就執(zhí)行“乘法減小”算法，把慢開始門限 ssthresh 減半。但接下去不執(zhí)行慢開始算法。 (2)由于發(fā)送方現(xiàn)在認為網(wǎng)絡很可能沒有發(fā)生擁塞，因此現(xiàn)在不執(zhí)行慢開始算法，即擁塞窗口 cwnd 現(xiàn)在不設置為 1，而是設置為慢開始門限 ssthresh 減半后的數(shù)值，然后開始執(zhí)行擁塞避免算法（“加法增大”），使擁塞窗口緩慢地線性增大。 24從