《计算机网络：自顶向下方法》的学习笔记。

运输层是只工作在端系统的层，用于将应用程序的网络消息传输到网络边缘，以及从网络边缘得到数据并发送给应用程序。

运输层的中点是TCP和UDP协议，重点中的重点是TCP协议。

如果你想要详细了解TCP，UDP以及网络层的IP，ICMP协议的话，强烈推荐你去看《TCP/IP详解：卷一》

运输层的主要作用

运输层和其下的网络层，虽然看上去很像，但功能并不一样。运输层的特点是：

只运行在端系统，也就是只运行在主机，在路由器，调制解调器等中继器件上是不支持的。
用于将数据从应用程序移动到网络边缘。

而网络层则是运行在路由器等硬件上。每次运输层将应用程序想要发送的信息移动到网络边缘，然后由网络层传输数据到另一个主机，然后运输层再从网络边缘将数据移动到另一个主机上的应用程序，完成一次数据传送。

运输层是通过Socket套接字和应用程序交互数据的，而网络层则不能感知到套接字。

比如你现在通过浏览器上百度，首先浏览器会使用HTTP协议生成一个数据包，然后网络层将这个数据包发送到无线网路由器或者调制解调器（取决于你联网的设备），然后运行在路由器和调制解调器（主要是路由器）上的运输层通过一系列算法将数据传向下一个路由器，一直传到搭载百度HTTP服务器的主机上，然后网络层再从路由器或调制解调器将数据搬运到百度HTTP服务器端，完成一次请求。

而且网络层只会作用于网络层报文段，是不会检查运输层报文段的。

运输层提供了不同主机上进程的逻辑通信，而网络层则是提供了不同主机之间的逻辑通信。

运输层的主要协议：TCP和UDP

协议概述

运输层主要是TCP和UDP协议。TCP协议的特点是：

面向连接的服务。通信双方每次通信都得建立连接，如果连接不能建立，那么是无法传送数据的。
全双工的连接。你可以通过一条连接发数据给我，我也可以通过同样一条连接发送信息给你。
可靠的连接。TCP通过一系列手段保证数据可靠地传输到目标地点。

而UDP简直是TCP的对立面，其特点是：

面向流的（无连接）服务。通信双方不需要建立连接，发送方想什么时候发信息就发信息，而不管接收方是否在接受信息。
不可靠服务。UDP完全不管你的数据是否正确送到了，它只管发送。

虽然UDP看上去很废柴，但是UDP的效率很高。TCP为了维护可靠的连接，首先得进行三次握手建立连接，还要通过窗口，定时器等一系列操作保证数据传输，所以会很费时间。TCP用在HTTP协议，网络游戏等。而UDP则用于实时通讯，语言交流等对延时要求很高的程序。

这里需要注意的是：TCP的可靠连接是TCP自己的能力，丝毫不依赖下层（运输层和链路层）。因为在运输层的IP协议是一个“尽力交付”协议（也就是不可靠的）：我尽力将数据传送到，但是到底能不能传送到就不是我的事情了。而TCP在运输层通过很多方法来确保可靠，和IP协议完全无关。

多路复用和多路分解

TCP和UDP从网络层拿到数据之后不是直接给应用程序，而是给应用程序生成的套接字。那么将运输层报文段中的内容交付到正确的套接字的工作就是多路分解，而相反，将套接字生成的数据附上首部信息，并且移动到网络层的工作就是多路复用

UDP协议

UDP的特点使得UDP拥有如下优点：

应用程序可以更加精细地控制数据发送的时机和内容。因为UDP接收到数据之后就送出去了，而没有TCP繁琐的操作。
无需建立连接。UDP可以更快地发送数据
无连接状态。由于TCP需要保持可靠连接，所以需要一些内存来保存信息。而UDP则不需要
分组首部开销小。UDP的首部只有8字节，TCP则有20字节。

UDP报文结构

UDP报文段

长度是指包括首部和数据的UDP数据报的长度。校验和是是接收方用来检验数据是否出错的信息。

校验和（Check Sum）

UDP提供了差错检测功能，可以通过校验和来得知接受的数据是否出错。具体算法是所有信息（除了校验和）分为16比特一组（少的补0），将所有的组全部加起来，溢出的位回卷，然后取反码。

所谓回卷就是将溢出的位和第一位相加。

比如我现在要传一个空信息到百度（数据部分为空）：

1
2
3


源端口号:8080 = 00011111 10010000
目标端口号:80 = 00000000 01010000
长度:8字节 =    00000000 00001000

那么三个加起来是0001111111101000，然后取反码，就得到校验和1110000000010111。

校验的方法就是将校验和和所有数据（除了校验和）加起来，如果全为1代表没有出错，有一个0就是出错了。

虽然能够检测出差错，但是UDP不能恢复错误。

TCP协议

TCP是面向连接的可靠数据传输协议。

TCP报文段结构

为了下面的知识点，需要先看一下其段结构：

TCP报文段

序号是TCP协议用来区分报文的。如果报文非常大，TCP会将报文分段，然后给每段一个序号，到时候传到目的地，目标再通过需要将包重新组合回报文。

确认号是在三次握手，四次挥手以及收到消息之后所发送的。

需要注意的是第四行中的CWR，ECE等位，RST，SYN，FIN用于连接的建立和断开，PSH表示接收方应该立刻将分组送往程序，ACK用于指示确认号是有效的，CWR和ECE用于拥塞控制中。

紧急数据指针是在此数据报被视为紧急数据（URG位为1）的时候使用的。

选项是针对TCP的一些选项（详情见《TCP/IP详解：卷一》）

序号和确认号

序号并不是一系列连续的数字，而是根据分段大小递增的数字。也就是说，我发送的第一个分段的大小是1022字节，那么我第一个分段的序号就是0，而第二个分段则是1023。

确认号也不是连续底层的数字，而是接收端期望从发送端收到的下一字节的序号。也就是说假设发送端发送了序号为200，大小为1022字节的数据，那么接收端返回的确认号应当是1022+200+1=1223。简单来说就是接收到的序号加1。

建立连接的三次握手和断开连接的四次挥手

三次握手

要想使用TCP传输数据，必须先建立连接。TCP建立连接的方法是三次握手：

1
2
3
4
5
6
7
8
9


客户端                    服务器端
|[SYN] SEQ=n len=x           |
|--------------------------->|
|                            |
|[SYN] SEQ=x+1 ACK=n+1  len=y|
|<---------------------------|
|                            |
| ACK=m+1 SEQ=y+1            |
|--------------------------->|

客户端首先发送一个SYN报文给服务器端，并且带有自己的序号和数据长度。

然后服务器端接收到之后，返回一个包含ACK的SYN报文给客户端。

然后客户端再次发送一个报文给服务器端，经理了这三次数据传输之后，连接就建立了。

简单来说就是：客户端首先发送SYN表示我要建立连接了，然后服务器端为了表示收到，发送一个报文回去（其中ACK表示收到上个报文，SYN表示想要建立连接），然后客户端返回一个带有ACK的报文表示我知道你同意并也想要建立连接了，那我们两个就建立连接吧。

这里的SYN报文就是将SYN位设为1的报文。含有ACK的报文就是将ACK位设置为1的报文。

接下来来看一下实际的三次握手，这里使用wireshark抓包工具捕获telnet连接到百度HTTP服务器时的三次握手：

和百度的TCP三次握手

看Info那一栏：telnet先发送了带有SYN设置的TCP包给百度，并且Seq是0，数据的长度也是0。

然后百度返回了一个带有SYN设置的TCP包，并且Ack=1，Seq=0，长度为0

然后我方再返回一个ACK=1，SEQ=1的包，握手完成。

数据传输

数据传输的过程中，每当接收方收到分组的时候，都需要返回一个含有ACK的报文，表示我已收到，并且这个ACK的值就是接收报文序号的值加1。这里直接看一个例子：

和QQPOP3的通讯

这里通过telnet连接到QQ的POP3邮箱服务，并发送一些信息。

前三行是照旧的三次握手，第四行服务器那边发来了“+OK XMail POP3 Server v1.0 Service Ready(XMail v1.0)”字符串，于是telnet在第五航返回了一个ACK表示已经收到信息。然后第六行我利用telnet发送了"user VisualGMQ"的字符串过去，在第七行服务器返回了一个ACK表示收到，并且紧接着在第八行发送了“+OK”的消息回来，我们的telnet也不能失礼，直接在第九行返回了代表确认的ACK。

四次挥手

当我们想断开连接时，我们需要通过四次挥手来告诉对方。四次挥手的过程如下：

 1
 2
 3
 4
 5
 6
 7
 8
 9
10
11
12


客户端                    服务器端
|[FIN]                       |
|--------------------------->|
|                            |
|                      [ACK] |
|<---------------------------|
|                            |
|                      [FIN] |
|<---------------------------|
|                            |
| [ACK]                      |
|--------------------------->|

这里忽略了SEQ的值，反正计算都一样。

一般都是由客户端发起中断连接的请求，所以这里客户端发送设置为FIN的报文给服务器。服务器得到之后，表示我已经知道你要断开连接了，所以返回了一个ACK。

这个时候要注意：连接并不是在这个地方就彻底断开了。由于TCP是全双工连接，客户端发送FIN只代表客户端通向服务器的连接断开了，也就是说客户端不能向服务器发送数据了，但是服务器到客户端的连接还没断开呢，客户端这个时候还能接收数据，所以客户端程序也不是在发送ACK之后就关闭了，而是要等待服务器端的FIN。

接下来服务器端发送了一个FIN，表示我也要断开和你的连接了，客户端表示OK，返回了一个ACK。至此，服务器和客户端的连接才真正断开了。

有些时候为了省事，FIN和ACK会一起被发出：

1
2
3
4
5
6
7
8
9


客户端                    服务器端
|[FIN]                       |
|--------------------------->|
|                            |
|                 [ACK] [FIN]|
|<---------------------------|
|                            |
| [ACK]                      |
|--------------------------->|

为了更详细地弄清楚在四次挥手时客户端和服务器的状态，给出下图：

四次挥手示意图

可以看到，客户在得到ACK之后并没有直接CLOSE，而是进入了FIN-WAIT-2状态。这个状态下客户端只能接受来自网络的数据，它也是在等待可能来自服务器的数据。而且在接收到对方的FIN并且返回ACK之后，还会等待2MSL时间才会关闭。MSL（MAX Segment Life最长报文寿命），是任何报文在网络上能存在的最长时间。

最后给出一个实例，是通过telnet连接到QQ的POP3服务器断开的情形（倒数四行是四次挥手）：

和POP3断开连接

总结大图

最后将握手，通讯，挥手三部分的总图给出来，图片来自于《UNIX网络编程：卷一》：

TCP握手-通讯-挥手状态图

你自己细品🍵

提供可靠连接的方法

接下来要说TCP的重难点：TCP究竟是如何只靠自己就提供了可靠连接的呢？

TCP是靠如下方法提供可靠连接的：

校验和：用来确保数据的正确性
序号：用于将乱序的信息重新排序
确认：告诉对方已收到报文
否定确认：告诉对方收到错误的报文（注意不是没收到报文），对方会重传
定时器：在一定时间内没有接受到相应ACK会判断丢包，可能重传
窗口和流水线：提高发送和接收效率

校验和

这个就不多说了，和UDP一样，需要校验和来确保数据的正确性。

序号

由于网络和分组传递路径长短的问题，到达的分组可能是乱序的，这样给每个分组一个序号，就可以通过序号将分组重新组合成原有的报文。

序号还有一个作用：避免冗余分组。假设A向B发送了一个分组，过了一段时间之后A觉得时间太长了（定时器到了），以为分组已经凉凉，会重发一个分组。但是这个分组其实并没有凉，而是完好无损地发给了B，只不过时间长了一点。那么这个时候B就可能接收到两个一样的分组。有了序号我们就可以辨别同样的分组（SEQ值一样），然后丢弃冗余分组了。

确认和否定确认

当收到分组的时候会返回一个确认报文（ACK报文），如果没有接收到正确的分组会返回一个否定确认报文（称为NAK报文），表示我收到错的分组。这个时候发送方会选择重传（就是将丢掉的分组再传一遍）。

实际上TCP报文段中并没有对NAK报文的设置位，TCP发送的其实是ACK。因为首先你接收到了正确的分组，发送了一个ACK，然后检查了一下发现这个分组是错的，再针对这个分组发了个ACK。接收方一看：你怎么对同一个分组发了两个ACK（第二个ACK称为冗余ACK），肯定是什么地方搞错了，所以他也会重传。

定时器

定时器分为四种：重传定时器，坚持定时器，保活定时器，2MSL定时器。这里介绍重传定时器，其他定时器在其他部分介绍。关于定时器的底层机制，见《TCP/IP详解：卷一》。

重传定时器，顾名思义，当这个定时器到时间了会触发分组重传。每次发送方发送一个分组都会为这个分组启动一个定时器，等到定时器到了还没有收到对应ACK的话就会重传，收到则会终止定时器。

流水线和窗口

在存在前面所说的机制之后。TCP仍然存在一个严重缺陷：当TCP发送一个分组之后，他得启动定时器，等待分组到达目的地，然后得到ACK之后关闭定时器，再发送下一个分组。这显然是一个很浪费时间的事情（这种协议被称为停等协议）。聪明的小伙伴一定一眼就看出解决办法了：用缓冲区啊！没错。流水线其实就是在TCP中加入了缓冲区，而窗口则是管理缓冲区的一种算法。

回退N步（滑动窗口）和选择重传

滑动窗口协议

回退N步协议又称滑动窗口协议（GBN）。在GBN协议中，发送方可以一次性发送多个分组而不必等待ACK。其会将所有的分组排成一列（称为流水线），并且根据以下方法来管理

滑动窗口示意图

最右边的纯黑色分组是目前还不能用的分组，绿色的是可用的，但是还没发送的分组。灰色是已经发送了，但是还没有接收到对应ACK的分组，深灰是已经被确认的分组。

滑动窗口协议维护两个变量：base和nextseqnum。整个窗口的长度为N。而发送了还未确认的分组存在于$[base, nextseqnum-1]$，可用未发送的存在于$[nextseqnum, N+base-1]$中。小于base的为已确认分组，大于$N+base-1$的为不可用分组。

如果这个时候发送方的第一个分组得到了其ACK，那么窗口会向后移动一格，这样就会多一个可用分组了。这也就是为什么叫做滑动窗口的原因：

滑动窗口的滑动

如果位于base处的分组收到了ack，那么他会变为已确认分组，base的值将加1来使窗口向后滑动。

如果接收方接收到了序号为n的分组，且这个分组是有序的（也就是说前n-1个都接收到了），那么接收方会针对这个分组返回一个ACK。如果不是有序的，接收方会丢弃这个分组，让发送方重传。这种确认方式叫做累计确认。

如果程序现在要发送分组，运输层会先看窗口是否已经被“发送但未确认分组”塞满了，如果塞满了，网络层将不给予发送（也有可能会将分组缓存，等到窗口有空间了再发送），如果窗口内存在“可用未发送分组”，那么取出nextseqnum处的可用分组，填充数据之后发送，并且更新nextseqnum变量。

整个窗口维护一个重传定时器。这个定时器在最早的分组发送时生成。如果出现超时，发送方会重传所有发送但未确认分组（这也是回退N步名称的由来）。如果还未超时时已经接收到了ACK，并且存在发送未确认分组，那么定时器重新计时；如果不存在发送未确认分组，定时器停止：

graph TB
 1[第一个分组发送] --> 2[定时器启动/重启]
 2 --> 3{超时了吗}
 3 -- 是的 --> 4[重传所有已发送未确认分组]
 4 -- 重启定时器 --> 2
 3 -- 没有 --> 6[得到ACK]
 6 --> 7{存在未被确认分组吗}
 7 --是的--> 8[更新窗口]
 8 --> 2
 7 --没有--> 9[定时器停止]
 9 --发送了新分组--> 2

选择重传

可以看到滑动窗口中的一个大缺陷：接收到的分组必须是连续的，如果不是连续的就直接丢弃。这样是很浪费带宽的。选择重传顾名思义，就是接收方接收到不连续的分组时，仅仅对这个分组发出重传要求。这样可以节省贷款，但是增加了运行时内存。

相比于回退N步，选择重传协议需要为每一个分组开启一个定时器，定时器到了之后重传这个分组而不是所有分组。下面是选择重传的发送方和接收方示意图：

选择重传示意图

发送方会保留已发送分组在窗口内，只有当base处的分组接受到之后，窗口才会向后滑动多个分组（这里就是3个）。接收方也是一个道理。

往返时间估计和超时

TCP在发送报文的时候会设定一个定时器，那么这个定时器应当定多长时间呢？

首先定时器时长必定要大于一个RTT（Round Trip Time），RTT是报文传输到获得此报文ACK之间的间隔时间。TCP有公式可以计算出设定的时长。

首先TCP会间断地测量一个报文的RTT，这个RTT称为SampleRTT。注意TCP绝不会对重传报文测量SampleRTT，也就是说报文必须是一次性到达的才能测量。

然后TCP会维护一个EstinamtedRTT，用于估算SampleRTT的均值，此值为 $$ EstinatedRTT=(1-\alpha)EstinmatedRTT+\alpha SampleRTT $$ 其中$\alpha$的推荐值为0.125。

然后还会维护一个DevRTT用于估算SampleRTT偏离EstimatedRTT的程度，为 $$ DevRTT = (1-\beta)DevRTT+\beta|SamplerRTT-EstimatedRTT| $$ $\beta$的推荐值为0.5。

最后就可以推算出重传超时间隔TimeoutInterval: $$ TimeoutInterval = EstimatedRTT+4DevRTT $$ 推荐的TimeInterval初值为1秒。当出现超时时TimeoutIntercal会加倍。然而只要收到ACK或者来自Socket的数据时，就需要用上述公式再次计算。

快速重传

定时器虽好，但可能计时时间很长，这样会让报文的重传时间变慢。基于此，如果TCP收到了三个冗余ACK（即先收到一个ACK，然后收到三个和先前一模一样的ACK），TCP就会执行快速重传，即在该报文定时器过期之前就重传该报文。

流量控制

TCP可以自己控制流量。如果发送方不停地发送数据，而接收方在忙其他数据的话，接收方的缓冲区将会溢出，然后接收方要求重传，这就导致了发送包的浪费。TCP通过报文段的接收窗口（rwnd）字段来告知对方我的缓冲区当前大小。发送方每次发送的分组不得大于接受窗口的大小。

拥塞控制

如果过个TCP同时以较大的速度发送分组，那么网络会拥塞，导致大量分组丢失，然后由于重传机制导致更多的分组发出，网络更加拥堵。

为了防止上面的情况发送，TCP还可以预防网路拥塞，主要是通过在发送方维护一个cwnd变量来预防拥塞。发送方发送的数据不能超过$\min{cwnd, rwnd}$具体通过三种方法：

慢启动
拥塞避免
快速恢复

慢启动

在慢启动状态下，cwnd以一个MSS（Max Segment Size TCP能够传输分组的最大长度）开始，每次收到一个ACKcwnd就再加一个MSS。

慢启动虽然看上去一开始很慢，但是增长的速度是惊人的。一开始$cwnd=1$，能够发送一个分组，发送之后得到ACK，$cwnd=2$就可以发送两个分组了，然后会得到两个ACK，$cwnd=4$...这样是以指数方式增长的。

当需要重传时，TCP会记录下当前cwnd值的一半（记为ssthresh），然后将cwnd再次置为一个MSS，并且再次执行上面的递增方法。如果遇到三个冗余ACK，则会进入快速恢复（下面会说）算法

计算机网络-3-运输层