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。
