(传输层)TCP协议

发布时间：2016-10-30 15:32

  本文关键词：tcp协议，由笔耕文化传播整理发布。

(传输层)tcp协议

目录

首部格式

图释:

各个段位说明:

其他选项:

 

数据单位

TCP 传送的数据单位协议是 TCP 报文段(segment)

 

特点

TCP 是面向连接的传输层协议
每一条 TCP 连接只能有两个端点(endpoint),每一条 TCP 连接只能是点对点的（一对一）
TCP 提供可靠交付的服务
TCP 提供全双工通信
面向字节流

 

注意

TCP 对应用进程一次把多长的报文发送到TCP 的缓存中是不关心的
TCP 根据对方给出的窗口值和当前网络拥塞的程度来决定一个报文段应包含多少个字节(UDP 发送的报文长度是应用进程给出的)
TCP 可把太长的数据块划分短一些再传送.TCP 也可等待积累有足够多的字节后再构成报文段发送出去
每一条 TCP 连接有两个端点
TCP 连接的端点不是主机,不是主机的IP 地址,不是应用进程,也不是传输层的协议端口.TCP 连接的端点叫做套接字(socket)或插口

 

自动重传请求ARQ

定义:

可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ (Automatic Repeat reQuest)

累积确认:

Go-back-N(回退N):

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

 

具体实现

说明:

图释:

 

发送缓存

发送缓存用来暂时存放：

发送应用程序传送给发送方 TCP 准备发送的数据

TCP 已发送出但尚未收到确认的数据

图释:

 

 

接收缓存

接收缓存用来暂时存放：

按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据；

不按序到达的数据

 图释:

 

滑动窗口

图释:

特点:

以字节为单位的滑动窗口

A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）

要求:

TCP 标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理.通常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

TCP 要求接收方必须有累积确认的功能,这样可以减小传输开销

具体实现: 

 

确认丢失和确认迟到

 

超时重传时间选择

具体实现:

TCP 每发送一个报文段,就对这个报文段设置一次计时器.只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认,就要重传这一报文段

加权平均往返时间:

做法:

TCP 保留了 RTT 的一个加权平均往返时间 RTTS（这又称为平滑的往返时间）,第一次测量到 RTT 样本时,RTTS 值就取为所测量到的 RTT 样本值.以后每测量到一个新的 RTT 样本,就按下式重新计算一次 RTTS：

公式:

新的 RTTS = ( 1 - α)×(旧的 RTTS)＋α(新的 RTT 样本)

说明:

式中,0 ≤ α＜ 1.若α很接近于零,表示 RTT 值更新较慢若选择 α 接近于1,则表示 RTT 值更新较快
RFC 2988 推荐的 α 值为 1/8,即 0.125

超时重传时间RTO:

RTO 应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTTS.
RFC 2988 建议使用下式计算 RTO：

RTO=RTTS + 4×RTTD

RTTD 是 RTT 的偏差的加权平均值
RFC 2988 建议这样计算 RTTD.第一次测量时,RTTD 值取为测量到的 RTT 样本值的一半.在以后的测量中,则使用下式计算加权平均的 RTTD：

新的 RTTD = (1-β)×(旧的RTTD)+β×|RTTS﹣新的 RTT 样本|

β是个小于 1 的系数,其推荐值是 1/4,即 0.25
在计算平均往返时间 RTT 时,只要报文段重传了,就不采用其往返时间样本

修正的Karn算法:

报文段每重传一次,就把 RTO 增大一些：

新的 RTO= γ×(旧的 RTO)

系数γ 的典型值是 2
当不再发生报文段的重传时,才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和超时重传时间 RTO 的数值

持续计时器

 

报文段的发送时机

TCP 维持一个变量,它等于最大报文段长度 MSS.只要缓存中存放的数据达到 MSS 字节时,就组装成一个 TCP 报文段发送出去
由发送方的应用进程指明要求发送报文段,即 TCP 支持的推送(push)操作
发送方的一个计时器期限到了,这时就把当前已有的缓存数据装入报文段（但长度不能超过 MSS）发送出去

 

运输连接

三个阶段:

连接建立:

图释:

步骤:

数据传送

连接释放:

图释:

步骤:

注意:

TCP 连接必须经过时间 2MSL 后才真正释放掉(2MSL 的时间的用意 --- 为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B.防止 “已失效的连接请求报文段”出现在本连接中.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的时间内所产生的所有报文段,都从网络中消失.这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段)

发现丢失确认时候的处理:

三个问题:

 

发送TCP请求客户端

 

拥塞处理相关概念

拥塞窗口:

含义:

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.如再考虑到接收方的接收能力,则发送窗口还可能小于拥塞窗口

发送方控制拥塞窗口的原则:

只要网络没有出现拥塞,拥塞窗口就再增大一些,以便把更多的分组发送出去.但只要网络出现拥塞,拥塞窗口就减小一些,以减少注入到网络中的分组数

乘法减小:

是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段,只要出现一次超时(即出现一次网络拥塞),就把慢开始门限值 ssthresh 设置为当前的拥塞窗口值乘以 0.5

加法增大:

是指执行拥塞避免算法后,在收到对所有报文段的确认后(即经过一个往返时间),就把拥塞窗口 cwnd增加一个 MSS 大小,使拥塞窗口缓慢增大,以防止网络过早出现拥塞

快重传:

快重传算法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.这样做可以让发送方及早知道有报文段没有到达接收方,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

快恢复:

当发送端收到连续三个重复的确认时,就执行“乘法减小”算法,把慢开始门限 ssthresh 减半.但接下去不执行慢开始算法

发送窗口的上限值:

发送方的发送窗口的上限值应当取为接收方窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个,即应按以下公式确定：
发送窗口的上限值 Min [rwnd, cwnd]

当 rwnd < cwnd 时,是接收方的接收能力限制发送窗口的最大值

当 cwnd < rwnd 时,则是网络的拥塞限制发送窗口的最大值

避免拥塞具体实现

慢开始算法:

拥塞避免算法:

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,使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长

慢开始门限 ssthresh 的用法:

网络出现拥塞时（其根据就是没有按时收到确认）:

就要把慢开始门限 ssthresh 设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半(但不能小于2)

然后把拥塞窗口 cwnd 重新设置为 1.执行慢开始算法

 

TCP 的有限状态机

说明:

图中有三种不同的箭头

posted @

  本文关键词：tcp协议，，由笔耕文化传播整理发布。

本文编号：159031