第三章运输层3.1概述：1，运输层协议为不同主机上的应用进程彼此之间提供了逻辑通信.2,运输层协议是在端系统而不是网络中的路由器中实现的。

也只工作在端系统。

中间路由器既不识别也不处理运输层加载应用层报文的任何信息。

3，网络应用程序可以使用多种运输层协议。

因特网有TCP和UDP两种运输层协议。

4，运输层位于网络层之上，为运行在不同主机上的应用程序之间提供了逻辑通信；而网络层则提供了主机之间的逻辑通信。

5，运输层提供的服务受到了底层网络协议的服务模型的限制。

6，因特网的网络层协议IP协议的服务模型是尽力而为的服务，它不做任何确保，不保证报文段的按序交付，更不保证报文段中的数据完整性。

是不可靠服务7，TCP和U DP最基本的任务是，将两个端系统间IP的交付服务扩展为运行在两个端系统上的进程之间的交付服务。

8，运输层的多路复用与多路分解：将主机间交付扩展到进程间交付。

9，进程间数据交付和差错检查是两种最低限度的运输层服务。

也是UDP所能提供的仅有的两种服务。

10，TCP通过流量控制、序号、确认和定时器等技术，能抱着正确而有序地将数据从发送进程交付给接收进程。

TCP还提供拥塞控制功能。

3.2 多路复用与多路分解1，接收主机中的运输层实际上并没有把数据直接交付给进程，而是通过一个中间的套接字来传递；每个套接字都有唯一的标识符，其格式决定了它是UDP还是TCP套接字。

2，多路分解demultiplexing：将运输层报文段中的数据交付到正确的套接字的工作。

运输层通过检查每个运输层报文段的几个字段来标识套接字，然后将报文段定向到该套接字。

多路复用multiplexing:从在源主机的不同套接字中收集数据，并为每个数据块封装上首部信息（在多路分解时使用）从而生产报文段，然后将报文段传递到网络层的工作。

多路复用的要求：1，套接字有唯一的标识符；2，每个报文段有特殊字段来指示该报文段所要交付的套接字。

这些特殊字段是源端口号字段（作为“返回地址”的一部分，在回发报文段时使用）和目的端口号字段。

端口号有16比特；0到1023范围的端口号成为周知端口号是受严格限制，保留给一些周知的应用层协议使用的。

多路分解的实现：主机上的每个套接字被分配一个端口号，当报文段到达主机时，运输层检查报文段中的目的端口号，并将其定向到相应的套接字。

然后报文段中的数据通过套接字进入其所连接的进程。

3，无连接的多路复用与多路分解DatagramSocket mySocket = new DatagramSocket(19157); //端口号也可以不指定，运输层//会自动为其分配一个端口号（1024到65535之间）。

一个UDP套接字是由一个包含目的IP地址和目的端口号的二元组来全面标识的。

如果两个UDP报文段有不同的源IP地址或端口号，但具有相同的目的IP地址和端口号，它们将通过相同的套接字被定向到相同的目的进程。

4，面向连接的多路复用与多路分解TCP套接字与UDP套接字不同在于，它是由一个四元组标识的（源IP地址，源端口号，目的IP地址，目的端口号）。

如果两个TCP报文段具有不同的源IP地址或源端口号，它们将被定向到两个不同的套接字，除非TCP携带了初始创建连接的请求。

在使用多线程时，多个套接字连接到相同的进程。

即进程与套接字不是一一对应的。

3.3 UDP 无连接运输优点：1，应用层能更好地控制要发送的数据和发送时间；2，无需连接建立；3，无连接状态；分组首部开销小（TCP20个，UDP8个字节）。

UDP潜在的一个严重问题是，因为它没有拥塞控制，将可能引发UDP发送方和接收方的高丢包率，并挤垮有拥塞控制的TCP会话。

使用UDP的应用也是可以实现可靠的数据传输的，这需要在应用程序自身中建立可靠性机制来完成。

UDP报文段结构：源端口号，目的端口号，长度，检查和（提供差错检测，但不进行修复），报文。

UDP检查和：对报文段中所有16比特字的和进行1的补运算，求和时遇到的任何溢出都被丢弃。

用于检查和确定当UDP报文段从源到目的地时，其中的鼻涕是否发生了变化。

UDP并不提供差错恢复。

其差错检查遵循了端到端的设计原则。

3.4 可靠数据传输的原理1，rdt 1.0 完全可靠信道上的可靠数据传输。

2，rdt 2.0 具有比特差错信道上的可靠数据传输：使用了差错检查、肯定确认与否认；重传。

是一种停等协议。

发送放不会发送一块新的数据，直到发送方确认接收方已正确接收当前分组为止。

缺陷：ACK 或NAK分组受损的可能性没有考虑到。

解决方案：首先，引入冗余分组，即只要接收到含糊不清的ACK或NAK，就要求重传数据。

然后，在数据分组中添加一个新字段，让发送方对其数据分组进行编号，即将发送数据分组的序号放在该字段。

这样，接收方只需检查序号即可确定收到的分组是否一次重传，或是新的分组。

Rdt2.2:取消了NAK的使用，而使用冗余ACK3，rdt 3.0 在具有比特差错的丢包信道上的可靠数据传输。

使用基于时间的重传机制。

只要到达一定的时间，则不论是分组丢失（可能是发送过去的分组丢失了，也可能是接收方返回的ACK丢失了），还是超时（发送分组、处理分组、返回ACK的时间过长），发送方都进行重传动作。

这时如果产生冗余分组，利用序号的方法即可解决（在rdt2.0中以提出）4，可靠数据传输协议的要点：检查和（差错检查）、序号（解决冗余分组）、定时器（定时重传）、肯定确认和否认。

5，Rdt3.0还存在一个核心问题：它是一个停等协议。

性能不够好。

解决方案：使用流水线技术，允许发送放发送多个分组而无需等待确认。

流水线引入的问题：ａ，必须增加序号范围，因为每个传输的分组必须有一个唯一的序号。

ｂ，协议的发送和接收方也许必须缓存多个分组。

ｃ，解决流水线的差错恢复有两种基本方法：回退Ｎ步和选择重传。

6，回退N步协议go-back-N,允许发送方传输多个分组而不需等待确认，但它也受限于在流水线中未确认的分组数布恩那个超过最大允许数N。

GBN发送方必须响应三种类型的事件：a,上层的调用。

需要先检查发送窗口是否已满。

b,收到ack。

对于序号为N的分组的确认用于累积确认。

c，超时事件。

发送方重发所有已发送但还未被确认的分组。

在GBN中接收方丢弃所有失序分组。

因为接收方必须按序将数据交付给上层。

7，选择重传：通过让发送方仅重传那些它怀疑在接收方出错（丢失或受损）的分组从而避免了不必要的重传。

这种个别的、按需的重传要求接收方逐个地确认正确接受的分组。

SR 接收方将确认一个正确接受的分组而不管其是否有序。

失序的分组将被缓存直到丢失分组（即序号更小的分组）都被收到为止。

8，总结：p1499,通过假定一个分组在网络中“生存”的时间不会超过某个固定最长时间来确保一个序号在“确信”任何先前发送的序号为X的分组都不再在网络中之前不被再重新使用3.5 面向连接的运输：TCP1,面向连接服务：必须握手，建立确保数据传输所需的参数。

2,连接状态只保存在两个端系统。

只在端系统中运行。

3，提供点对点的全双工服务。

4，Socket clientSocket = new Socket(“hostname”,portNumber).5,MSS,最大报文段长度，TCP可从缓存中取出并放入报文段中的最大数据量（不包括TCP首部）。

MTU,最大传输单元。

6，TCP连接包括：一台主机上的缓存、变量和与另一个进程连接的套接字，以及另一台主机上的一套缓存、变量和与一个进程连接的套接字。

在这两台主机之间的网络要素（路由器、交换机和中继器）中没有为该连接分配任何缓存和变量。

7,TCP报文段结构：（首部字段+数据字段（包含一块应用数据））MSS限制了报文段的数据字段的最大长度；当TCP发送个大文件时，通常将文件分割成长度为MSS的若干块。

报文段结构：首部：源和目的端口号，用于多路分解/复用送至或来自上层的数据；检查和字段32比特的序号字段和32比特的确认号字段。

被TCP发送方和接收方用于实现可靠传输服务，是很关键的部分。

一个大文件被分成很多MSS大小的报文段，每个报文段有一个序号，这个序号表示的也就是数据字段首字节的序号。

确认号表示接收方期望从发送方接收到的下个字节的序号。

16比特接受窗口，用于流量控制。

4比特首部长字段，指示了以32比特字为单位的TCP首部长度。

可选与变长的选项字段。

导致首部长度可变。

6比特标志字段URG（紧急）ACK（指示确认字段中的值有效）PSH（接收方应该立即将数据交给上层）RST SYN FIN（这三者用于建立和拆除连接）8，往返时延的估计与超时：1,估计往返时延：SampleRTT,从该报文段被发出（交给IP）到其确认被接收到的时间量。

EstimateRTT=(1-a)*EstimateRTT + a*SampleRTTDevRTT(往返时延偏差）=（1-β）*（DevRTT+β*|SampleRTT-EstimateRTT|）表示往返时延的波动情况。

2,设置和管理重传超时间隔TimeoutInterval=EstimateRTT+4*DevRTT。

9，TCP可靠数据传输1,TCP发送方与传输和重传有关的3个事件：（高度简化版本)A,从上层应用程序接受数据：将数据封装在一个报文段中，并将其交给IP.B,超时事件。

TCP通过重传引起超时事件的报文段来响应。

随后重启计时器。

C,一个来自接收方的确认报文段（ACK)到达。

TCP将ACK的值与变量sendBase(最早未被确认的字节的序号）比较，采用累积确认。

如果还有未被确认的报文段，则需要重启计时器。

2,加倍超时时间间隔在TCP实现中，每当超时事件发生时，TCP重传具有最小序号的还未被确认的报文段，但是每一次TCP重传都会把下一次的超时时间间隔设为先前之的两倍，而不是根据EstimateRTT和DevRTT来计算。

3，快速重传：使用冗余ACK，当接收方接收到一个大于期望序号的报文段时，它检测到了数据流中的一个间隔，即有报文段丢失。

它就对按序接收到的最后一个报文段发送一个冗余ACK，当发送方接收到3个冗余ACK，就进行快速重传，即在该报文段的定时器过期之前就进行重传。

4，TCP是GBN还是SR?TCP协议的一种修改使用了选择确认，它允许接收方有选择地确认失序报文段，而不是累积地确认最后一个正确接收的报文段。

这种机制与选择重传相结合（跳过那些已被接收方选择性确认过的报文段的重传）。

5，流量控制：消除发送方使接收方缓存溢出的可能性。

TCP通过让发送方保留一个被称为接受窗口（received window）的变量来提供流量控制。

在接收方,因为TCP不允许已分配的缓存溢出，LastByteRcvd-LastByteRead<=RcvBuffer RcvWindow=RcvBuffer-[LastByteRead-LastByteRcvd].接收方把RcvWindow的当前值放入它发给发送方的每个报文段接受窗口字段中，以通知发送方它在该链接的缓存中还有多少可用空间。