多路复用和多路分用

因为网络层只有一个IP协议，而应用层则有HTTP,SMTP等各种协议。因此为了将消息合并/分解就需要传输层进行多路复用/分用。

多路分用

无连接分用—UDP

一个进程至少有一个端口号，一个端口号对应一个socket。
一个UDPsocket包含了SP(源端口号)和DP（目标端口号）两个标识。

面向连接分用—TCP

在运输层中面向连接的网络传输多使用TCP，而TCP套接字和UDP套接字之间有一个细微的差别，就是，TCP套接字是由一个四元组（源IP地址、源端口号，目的IP地址，目的端口号）来标识的。
注意：与UDP不同的是，两个具有不同源IP或源端口号的到达的TCP报文段将被重定向到两个不同的套接字。这也就是为什么TCP套接字需要四元组数据标识的原因，如果只用两元组就无法分别是否报文来自于同一个IP。
而为什么TCP需要重定向到两个套接字呢？原因如下：

当一个UDP服务器接收到一个UDP报文段时，它会根据收到的UDP报文段的源IP和源端口号，把数据发送回客户端，它并不需要创建一个新的套接字来处理该报文段；
而对于一个TCP服务器，当它接受一个连接时，它会产生一个新的套接字，然后通过新的套接字来与客户端通信，也就是通过新的套接字来把数据发送回给客户端。由于每一个连接都会产生一个新的套接字，所以具有不同的源IP或源端口号的连接就是一个不同的连接，对应着产生的新的不同的套接字。
—–计算机网络运输层之多路复用与多路分解

总结下来就是因为TCP需要建立连接。

UDP

UDP协议主要的工作有两个，一个是复用和分用，另一个就是简单的错误校验（一定程度上保证端到端的正确性）。由于是基于IP协议，并未增加过多的校验工作，因此UDP属于BEST EFFORT服务，也就是说消息段可能会存在丢失和非按序到达的情况。
另一方面，由于不需要握手连接也不用校验太多，UDP的传输延迟小，速度快，成为了其优势。

UDP消息段结构

如图所示，UDP消息段主要是在原应用层消息上增加了2个Byte的头。分别包含了SP,DP,Len和校验和。

checksum校验和

校验和的原理是对消息视为16bit整数，然后求和按位求反，保存在checksum中。接收方再通过该和进行检查。这种校验方法说明，校验和不等则一定有错，校验和相等则可能没错。因此是一种简单的校验。

TCP

可靠数据传输原理

要求：数据不错不丢不乱。不仅仅是针对传输层，网络层也有保证可靠数据传输的需求。
如下图所示，可靠数据传输的原理可以用有限状态机FSM来描述。

红线上为条件event，红线下为执行的操作actions。

假设信道会产生位错误—目的：不错

如果信道会产生位错误，则可以利用：校验和，ACK/NAK（确认机制）和重传（ARQ）来保障错误。
rdt2.0

如图所示为初步FSM。通过该图，可以看出sender会打包发送数据和校验和sndpkt，然后进入等待状态。receiver会接收rcvpkt（就是sndpkt），然后进行校验.如果成功，发送成功信号ACK并提取数据；如果失败，则发送NAK并继续等待。sender这边则根据收到的是NAK还是ACK来决定是重发还是进入新一轮数据发送。
rdt2.1
考虑到ACK和NAK信号也有可能产生错误。因此引入2.1版本，将发送数据编号并将ACK/NAK加上校验和，只有等到正确的ACK，sender才会进入下一状态，如果是错误的信号或者是NAK则继续重传。为什么要编号呢？—目的：不乱为了让receiver知道sender发的是哪个数据，避免重复接收相同数据。另一方面，由于sender是停等协议，因此只需要01两种状态就可以了。

上图为sender的FSM。corrupt（）用于检测回来的信号是否坏掉，如果坏掉则重发。

上图为receiver的FSM。当sender发送0号消息时，receiver处于0号消息等待状态。此时，如果0号消息坏掉，则发送NAK，如果成功，发送ACK。接下来是等待消息1。这时候看sender，如果sender接受的0号消息的ACK是损坏的，那么sender会重发一个0号消息。这时候编号就有用了，处于等待1号消息的receiver接到了0号消息，那么他会继续发ACK，但不采取其他操作（右下角的循环状态）。这时sender会收到新的ACK进入消息1的发送，那么整个FSM就可以运行下去了。
rdt2.2
其实有了编号后，我们是可以把NAK状态取消的，只要把ACK的状态也编号，变为0/1就行。

如上图。对比rdt2.1可以看到，对于发送了0号消息的sender，除非收到返回的0号ACK，其他ACK或者错误都会继续重发。而receiver也得到了简化，对等待0/1状态，如果不正确，则发送另一个（1/0）ACK。

假设信道会产生位错误，并且会丢包—目的：不丢

rdt3.0
这时候我们可以加入定时器，如果一段时间没反应则自动重发。receiver不用改动，只用改动sender。如下图。

性能优化

如上图所示，这是rdt3.0实际运行时的时间利用率，可以发现大量的时间被用在等待ACK当中，因此，为了改善性能，提出了如下图所示的流水线方法。

即不采用之前的停-等模式，而不断的发新的。不过这就存在一个量的问题，不断发发多少个为好呢？发太多服务器接受不了也是浪费。而且发一个也要L/R的时间。因此引入了窗口的概念，即一次发多个，但是个数不能大于窗口的大小（N）。由此引入两种协议：GBN协议和SC协议。

GBN协议

即GO-BACK-N回退N帧协议。其思想是sender一口气发N=6个包，然后等。再看另一方，receiver接收时，采用累计ACK回复模式，即假使sender发过来0-5个包，但是中间3号包掉了，成功接到了其他包，这时候，receiver只会依次将ACK0,ACK1,ACK2发回去，由于没收到3号包，因此不发ACK3，并且对于接到的4-5号包也不要，直接丢弃。再看sender一方，假设ACK1传丢了，只收到了ACK0和ACK2，由于知道receiver是采用累计的模式，发过来ACK2就说明2以前的都受到了。因此sender会把3-5全部重发一遍。接着由于窗口N为6，因此还会接着发6，7，8号包，然后等。
先看窗口的示意图。

再看sender的FSM图

最后是receiver的FSM图

SR协议

即Selective Repeat选择性重发协议。看到GBN协议我们发现对于成功到达的乱序包，receiver会丢掉不要，这就会造成浪费。因此我们可以在receiver设置缓存，将提前到达的包存起来，并发送对应的ACK(无累计模式)，这样就是SR协议。
其窗口构成如下，相比GBN，我们设置了一个receiver的缓存窗口：

详细的机制是，对于sender，一口气发N个，然后收到ACKx后，关闭对应的计时器（相比GBN，SC有多个计时器）。如果收到的ACK是base的（窗口最左边），则窗口右移。并发送蓝色部分。对应receiver来说，接到一个包，就发一个ACKx。如果发过来的包及之前的包都变成粉红色（全部连续了），就把这些包提取出来，传给上层，并移动窗口。考虑下，如果发回去个sender的ACKx丢失了，sender重发，这时候receiver接到后只要再发一个ACKx就好。如下图：

值得注意的是，SR协议的两个窗口大小和包序号k应该满足
NS+NR≤2k$N_S+N_R\le 2^k$

TCP的可靠数据传输

TCP的消息格式如下：

其中sequence number和acknowledgement number就是sender和receiver的包号。
TCP的可靠数据传输采用了GBN和SR两种协议的混合。

sender

首先来看sender，这里引用GBN的sender窗口示意图说明。

如上图，TCP的sender类似GBN，也是一次发送N个包，并在发送base包的时候启动计时器（只有一个计时器），（先说明下TCP的receiver也是采用累计ACK机制），然后等待。当收到ACKx时，将base置为x（将黄色变绿），并重置计时器。sender的重发机制是当超时才会重发，并且只重发第一个黄色的包，也就是base序号包（这与GBN不同），然后重置计时器。
进一步考虑，由于sender仅当超时时才重发，因此对丢包的情况反应较慢。改进方法就是快速重传机制。也就是说，当sender收到三个相同的ACKx时，就立刻重发，不等计时器超时。具体原因可以参考：TCP快速重传为什么是三次冗余ack，这个三次是怎么定下来的？
补充：在实际里面，包的序号不是1234，而是该包号=上一个包号+该包的bit数。

receiver

再看receiver。

receiver采用的是累计ACK机制，但是他也采用了SR的缓存机制，并由快速重传机制进行保障。即当receiver收到了012456，缺3时，他会在012时依次发送ACK012,然后由于缺3，他会先把456缓存起来，并针对456的消息分别回复缺失3号包，由此触发快速重传。然后若此时sender的计时器还没到，而receiver就收到了3号包，他会发送ACK6，这样sender就会直接开始发送7。
TCP的receiver还有一个特点就是收到一个包不立刻发送ACK，而是等一下，在这个时间内，如果由新的连续包进来就直接发新包的ACK，如果是乱序包进来，就立刻发缺失包的缺失信号。这样可以减少回复ACK的次数。

计时器时间的设定

计时器的时间首先要大于RTT才行,不过大多少，目前的算法时首先估计一个动态的EstimatedRTT，然后再估计一个RTT的变化范围DevRTT，则计时器时间可写为：
TimeOutInterval=EstimatedRTT+4∗DevRTT$TimeOutInterval=EstimatedRTT+4\ast DevRTT$

TCP流量控制

TCP的receiver会在返回去的数据包中，告知sender自己缓存队列剩余空间。不过如果剩余空间满了，sender仍会发送一个小数据包用于保持通信不断开。

TCP的连接

三次握手

假设两个人在打电话，

• C先说：“你能听见吗？”【C处于等待回复状态，该句丢失C重说，直至S回答】
• S听见后说：“能，你能听见我说话吗？”（S知道C能说话了，不知道C能不能听见）【S处于等待回复状态，该句丢失S重说，直至C回答】
• C听见后回答：“我也能听见你说话”（C知道S能听见也能说话了）【C进入会话状态，若该句丢失C不管，S继续处于等待回复状态，若不丢失，S处于会话状态】
• C开始说话：“巴拉巴拉”【C进入会话状态中等待S的ACK状态，若丢失，C重发该句；若到达，S直接进入会话状态，并回复ACK】
  
  SYN标志位置一表示连接建议过程通信。

四次挥手

要挂电话了。

• C先说：“我说完了，准备挂了”（C说完想挂电话，但是不知道S还要不要说）【C处于等待回复状态，该句丢失C重说，直至S回答】
• S听见后（分两种情况，S没说完，S说完了）说：“好的（ACK）”（S知道C不说了，想挂电话，所以先回复一个ACK，表明知道C的意图了，但是自己是否要挂电话要另说）【正常的会话状态，如果该句丢失，C收不到会重发上句，然后S也会重发ACK】
  
  • （如果S还有话说，则存在）
• S说：“我也说完了，那就把电话挂了吧？”【S处于等待回复状态，该句丢失S重说，直至C回答】
• C回复说：“那挂吧”【C进入30s倒计时，防止此句丢失，30s后C离开】
  
  • S收到后离开。

蓝圈部分可能在实际中会合并

TCP的拥塞控制

与流量控制不同，拥塞控制的对象是整个传输网络，而流量控制则是端对端的控制。
从整个网络来看，重发会造成资源的浪费，对网络造成负担。并且，考虑到网络是由多个路由器组成的，一旦某个路由器节点将数据包丢掉（丢包），那么这对整个“上游”的传输能力都是中浪费，这个包在上游的传输工作都白费了。因此我们要对sender设置合适的传输速率保证不发生拥塞。

拥塞的控制原理

拥塞的控制方法由两种。
一种是端到端的拥塞控制：由端系统观察丢包重传的情况，自动估计网络的拥塞程度。
另一种是通过网络辅助控制：通过在数据包中插入指示包，如0，1，2，指示（RM,资源管理包），3，4….这种方法，当指示包通过路由器时，路由器会把当前节点的拥塞情况标注到指示包中，如此，再通过receiver回传给sender，sender便可以改变传输速率。

TCP拥塞控制实现

TCP的拥塞控制引入了几个参数。
首先是拥塞窗口（CongWin），该窗口类比之前的滑动窗口大小，他控制了sender在一个RTT内能发送的数据包的大小。由于包号实际是由数据段大小标注的，因此通过将已经发送的包号LastByteSent与回传回来最新的ACK的包号LastByteAcked做差，就可以求出本次RTT中CongWin的大小了。
然后是网络拥塞的标志，丢包事件（也就意味着重发事件）的发生可以很好的表征网络拥塞程度，当丢包开始发生时，我们可以认为网络开始拥塞了。值得说明的是，丢包事件可能由超时和3次重复ACK导致，这在后面会产生不同的应对策略。
AIMD(Additive Increase Multiplicative Decrease)
即加性（线性）增，乘性（对半）减。由于要不断调整拥塞窗口大小，以保证处于合适的传输速率。我们会在每个RTT将拥塞窗口增加一个包的单位（MSS：最大报文段长度(Maximum Segment Size)），【加性增】一旦发送丢包事件，立刻将下个RTT的拥塞窗口长度减半。【乘性减】
慢启动
由于一开始传输时，拥塞窗口都设为一个很小的值，如1，如果采用AIMD则开始增长过慢。因此采用慢启动的策略，即，开始时CongWin为1，每个RTT的CongWin是上一个RTT的两倍。
如何结束慢启动呢？我们通过设置Threshold参数来规定拥塞窗口大小。当某次RTT的拥塞窗口（CongWin）要大于等于Threshold大小时，该次CongWin改为Threshold，下一次应用AIMD模式。
并且，Threshold的大小会动态变化，在发生丢包事件时，变为上次CongWin的一半。

如上图所示，蓝线采用了慢启动模式，而黑线则是在发生丢包时采用了AIMD模式。
何时才有哪种模式呢？这个我们依据是什么导致了丢包事件。如果是3次ACK导致的重发（丢包），则采用AIMD模式，如果是TimeOut导致的重发，则采用慢启动模式。依据是如果能收到3次ACK说明网络还是有一定的传输能力的，所以不用立刻减为1。
伪码如下：