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Appearance

运输层 ​

作用 ​

运输层协议为运行在不同主机上的应用进程之间提供了逻辑通信。而网络层则是提供了主机之间 的逻辑通信。 因此运输层主要工作之一就是对报文进行端口的”封装“，而网络层是对ip地址的”封装“。

多路复用、多路分解 ​

在接收端，运输层检查这些字段，标识出接收套接字，进而将报文段定向到该套接字。将运输层报文段中的数据交付到正确的套接字的工作称为多路分解。例如，网络请求中在接收端中解析出请求的端口号，然后找到对应的应用程序进行处理。

在源主机从不同套接字中收集数据块，并为每个数据块封装上首部信息从而生成报文段，然后将报文段传递到网络层，所有这些过程称为多路复用。多路复用需要封装源端口号字段和目的端口号字段。端口号是一个16比特的数，在0~65535之间。0~1023范围的端口号称为周知端口号。

无连接运输：UDP ​

UDP(用户数据报协议)为调用它的应用程序提供了一种不可靠、无连接的服务。

UDP首部由4个字段组成，为8个字节：源端口号16比特，目的端口号16比特，检验和16比特， 报文长度16比特。

DNS是一个使用UDP的应用层协议的例子。

可靠数据传输原理 ​

rdt1.0 ​

假设底层信道是完全可靠的（实际上是TCP是在不可靠的IP网络层上实现的可靠的数据传输协议），那么接收端就不需要提供给发送端任何反馈信息。

rdt2.0 ​

底层信道更为实际的模型是分组中的比特可能受损的模型。

  • 差错监测：判断分组是否受损
  • 接收方反馈：进行肯定确认(ACK)和否定确认(NAK)。
  • 重传：添加序号(seq)，用于分辨分组并判断是否需要重传。

rdt3.0 ​

  • 为了实现基于时间的重传机制，需要一个倒计时定时器，在一个给定时间量过期后，可中断发送方。
  • 将停等协议(发送方等到ACK了才发送下一个请求)改为流水线的方式。解决流水线的差错恢复有两种方法：回退N步和选择重传。

滑动窗口结构 ​

包含已被确认、已发送还未确认、可用但未发送和不可用四部分。

img

其中已发送还未确认和可用但未发送的长度为窗口长度。

回退N步 ​

回退N步中接收方丢弃所有失序分组，这种方法的优点是接收缓存简单，即接收方不需要缓存任何分组。

选择重传 ​

接收方会缓存失序的分组，等到所有丢失的分组被收到的时候，这时才将一批分组按需交付给上层。

TCP ​

特点 ​

  • 面向连接：传输数据前必须进行三次握手。
  • 可靠：保证数据的完整性。
  • 全双工服务：发送方和接收方可互相通信。

报文结构 ​

首部一般是20字节：

  • 源端口号16比特
  • 目的端口号16比特
  • 序号32比特
  • 确认号32比特
  • 接收窗口16比特
  • 检验和16特比
  • 标志字段（FIN/SYN/ACK等等）和紧急数据指针共32比特

注意 ​

  • TCP只确认该流中至第一个丢失字节为止的字节，所以TCP被称为累积确认。

三次握手 ​

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  • 第一次：

    • SYN置为1，用于标识现在是握手。
    • 客户端随机选择一个初始序号seq为x。
    • 此时不包含应用层数据。

  • 第二次：服务端接收请求，为该TCP链接分配TCP缓存和变量。返回响应时：

    • 将SYN置为1，标识现在是握手。
    • 将客户端序号进行确认，返回ack为x+1。
    • 随机选择自己的初始序号，seq为y。
    • 此时不包含应用层数据。

  • 第三次：

    • 连接已经建立，SYN置为0。
    • 确认服务端的序号，ack为y+1。
    • 自身的序号seq为 x+1。
    • 携带应用层数据进行传输。

四次挥手 ​

img

  • 第一次：客户端将FIN置为1，表示”我准备断开连接了“
  • 第二次：服务端接收到断开连接的报文，进行确认，表示”我已经知道你要断开连接了”。
  • 第三次：并等待一段时间，看下还有没有未处理的客户端的数据到来，如果没有的话，就开始告诉客户端“我也要断开连接了”。
  • 第四次：客户端接收到服务端的关闭请求，并进行确认，“你可以断开连接了”。并且客户端等待一段时间，用于确保服务端已经断开连接了。如果服务端没有正常断开连接，那么会进行重传。

SYN洪泛攻击 ​

攻击者发送大量的TCP SYN报文段，而不完成第三次握手的步骤。随着SYN报文段的纷至沓来，服务器不断为这些半开连接分配资源（但从未使用），导致服务器的连接资源被消耗殆尽。

流量控制 ​

服务端缓存已用空间可表示为：

服务端缓存已用空间 = 接收数据流的最后一个字节的编号 - 上层应用从缓存中读出的数据流的最后一个字节的编号

接收窗口rwnd可表示为：

rwnd = 服务器缓存总空间 - 服务器缓存已用空间

客户端接收到rwnd，需要保证：

最后发送的字节的编号 - 已经被确认的字节的编号 < rwnd

如果rwnd = 0，那么说明没有可用的空间了，此时客户端继续发送只有一个字节数据的报文段，直到服务端的rwnd > 0。

拥塞控制 ​

发送窗口 = min

  • 慢启动：拥塞窗口cwnd的值以1个MSS开始并且每当传输的报文段首次被确认就增加1个MSS。这个过程每过一个RTT，cwnd就翻倍。因此是指数级增加，过程比较短。结束慢启动的方式有：

    • 接收到丢包事件时，将慢启动阈值(ssthresh) 为cwnd的一半，并将cwnd置为1，并重新开始慢启动过程。
    • 当达到或超过ssthresh时，结束慢启动转移到拥塞避免。
    • 如果检测到有3个冗余ACK，执行快速重传，进入快速恢复状态。

  • 拥塞避免：每一个新的确认到达cwnd加1。

    • 当出现超时时，与慢启动一样，ssthresh置为cwnd的一半， cwnd置为1。
    • 如果是接收到3个冗余ACK，ssthresh置为cwnd的一半， cwnd置为一半，进行快速恢复状态。

  • 快速恢复：对收到的每个冗余的ACK，cwnd值增加一个MSS，当丢失报文的ACK都到达的时候，降低cwnd进入拥塞避免阶段。

    • 超时时，处理和慢启动一致。

差错校验 ​

奇偶校验 ​

附加一个比特，使得发送的信息的比特中1的个数为奇数（或偶数）。

为了更好的定位单个比特的出错信息，使用二维奇偶校验。

校验和 ​

d比特数据被作为一个k比特整数的序列处理。将所有k比特整数相加，加出来的值放到首部中（16比特）。接收方在接收数据的时候，做同样的处理，并与发送方的和进行相加取反。看最终相加的比特中是否包含0，如果包含，说明有比特出错。

循环冗余检测 ​

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