計算機網絡 CH6 傳輸層

計算機網絡原理第6章傳輸層第6章傳輸層

6.1傳輸層協議概述6.1.1進程之間的通信 6.1.2傳輸層的兩個主要協議6.1.3傳輸層的端口6.2用戶數據報協議UDP 6.2.1UDP概述 6.2.2UDP的數據格式第6章傳輸層6.3傳輸控制協議TCP 6.3.1TCP概述6.3.2TCP的報文格式6.3.3TCP的連接和釋放6.3.4TCP的可靠傳輸6.4流量控制與擁塞控制5.4.1利用滑動窗口實現流量控制5.4.2擁塞控制的原理及方法第6章傳輸層6.5 QoS6.5.1QoS概述6.5.2綜合服務體系6.5.3區(qū)分服務體系6.6流媒體傳輸6.6.1流媒體工作原理6.6.2流媒體傳輸協議6.1傳輸層協議概述

6.1.1進程之間的通信從通信和信息處理的角度看，傳輸層向它上面的應用層提供通信服務，它屬于面向通信部分的最高層，同時也是用戶功能中的最低層。當網絡的邊緣部分中的兩個主機使用網絡的核心部分的功能進行端到端的通信時，只有位于網絡邊緣部分的主機的協議棧才有傳輸層，而網絡核心部分中的路由器在轉發(fā)分組時都只用到下三層的功能。傳輸層為相互通信的應用進程提供了邏輯通信54321傳輸層提供應用進程間的邏輯通信主機A主機B應用進程應用進程路由器1路由器2AP1LAN2WANAP2AP3AP4IP層LAN1AP1AP2AP4端口端口54321IP協議的作用范圍傳輸層協議TCP和UDP的作用范圍AP3應用進程之間的通信兩個主機進行通信實際上就是兩個主機中的應用進程互相通信。應用進程之間的通信又稱為端到端的通信。傳輸層的一個很重要的功能就是復用和分用。應用層不同進程的報文通過不同的端口向下交到傳輸層，再往下就共用網絡層提供的服務?！皞鬏攲犹峁眠M程間的邏輯通信”?！斑壿嬐ㄐ拧钡囊馑际牵簜鬏攲又g的通信好像是沿水平方向傳送數據。但事實上這兩個傳輸層之間并沒有一條水平方向的物理連接。傳輸層協議和網絡層協議的主要區(qū)別應用進程…應用進程…IP協議的作用范圍（提供主機之間的邏輯通信）TCP和UDP協議的作用范圍（提供進程之間的邏輯通信）因特網傳輸層的主要功能傳輸層為應用進程之間提供端到端的邏輯通信（但網絡層是為主機之間提供邏輯通信）。傳輸層還要對收到的報文進行差錯檢測。傳輸層需要有兩種不同的傳輸協議，即面向連接的TCP和無連接的UDP。

兩種不同的傳輸協議傳輸層向高層用戶屏蔽了下面網絡核心的細節(jié)（如網絡拓撲、所采用的路由選擇協議等），它使應用進程看見的就是好像在兩個傳輸層實體之間有一條端到端的邏輯通信信道。當傳輸層采用面向連接的TCP協議時，盡管下面的網絡是不可靠的（只提供盡最大努力服務），但這種邏輯通信信道就相當于一條全雙工的可靠信道。當傳輸層采用無連接的UDP協議時，這種邏輯通信信道是一條不可靠信道。TCP/IP的傳輸層有兩個不同的協議：(1)用戶數據報協議UDP (UserDatagramProtocol)(2)傳輸控制協議TCP (TransmissionControlProtocol)5.1.2傳輸層的兩個主要協議兩個對等傳輸實體在通信時傳送的數據單位叫作傳輸協議數據單元TPDU(TransportProtocolDataUnit)。TCP傳送的數據單位協議是TCP報文段(segment)UDP傳送的數據單位協議是UDP報文或用戶數據報。TCP與UDPTCP/IP體系中的傳輸層協議TCPUDPIP應用層與各種網絡接口傳輸層TCP與UDPUDP在傳送數據之前不需要先建立連接。對方的傳輸層在收到UDP報文后，不需要給出任何確認。雖然UDP不提供可靠交付，但在某些情況下UDP是一種最有效的工作方式。TCP則提供面向連接的服務。TCP不提供廣播或多播服務。由于TCP要提供可靠的、面向連接的傳輸服務，因此不可避免地增加了許多的開銷。這不僅使協議數據單元的首部增大很多，還要占用許多的處理機資源。還要強調兩點傳輸層的

UDP

用戶數據報與網際層的IP數據報有很大區(qū)別。IP

數據報要經過互連網中許多路由器的存儲轉發(fā)，但

UDP

用戶數據報是在傳輸層的端到端抽象的邏輯信道中傳送的。TCP

報文段是在傳輸層抽象的端到端邏輯信道中傳送，這種信道是可靠的全雙工信道。但這樣的信道卻不知道究竟經過了哪些路由器，而這些路由器也根本不知道上面的傳輸層是否建立了TCP連接。5.1.3傳輸層的端口運行在計算機中的進程是用進程標識符來標志的。運行在應用層的各種應用進程卻不應當讓計算機操作系統(tǒng)指派它的進程標識符。這是因為在因特網上使用的計算機的操作系統(tǒng)種類很多，而不同的操作系統(tǒng)又使用不同格式的進程標識符。為了使運行不同操作系統(tǒng)的計算機的應用進程能夠互相通信，就必須用統(tǒng)一的方法對TCP/IP體系的應用進程進行標志。需要解決的問題由于進程的創(chuàng)建和撤銷都是動態(tài)的，發(fā)送方幾乎無法識別其他機器上的進程。有時我們會改換接收報文的進程，但并不需要通知所有發(fā)送方。我們往往需要利用目的主機提供的功能來識別終點，而不需要知道實現這個功能的進程。端口號(protocolportnumber)

簡稱為端口(port)解決這個問題的方法就是在傳輸層使用協議端口號(protocolportnumber)，或通常簡稱為端口(port)。雖然通信的終點是應用進程，但我們可以把端口想象是通信的終點，因為我們只要把要傳送的報文交到目的主機的某一個合適的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的進程）就由TCP來完成。軟件端口與硬件端口在協議棧層間的抽象的協議端口是軟件端口。路由器或交換機上的端口是硬件端口。硬件端口是不同硬件設備進行交互的接口，而軟件端口是應用層的各種協議進程與傳輸實體進行層間交互的一種地址。TCP的端口端口用一個16位端口號進行標志。端口號只具有本地意義，即端口號只是為了標志本計算機應用層中的各進程。在因特網中不同計算機的相同端口號是沒有聯系的。三類端口熟知端口，數值一般為0~1023。登記端口號，數值為1024~49151，為沒有熟知端口號的應用程序使用的。使用這個范圍的端口號必須在IANA登記，以防止重復?？蛻舳丝谔柣蚨虝憾丝谔?，數值為49152~65535，留給客戶進程選擇暫時使用。當服務器進程收到客戶進程的報文時，就知道了客戶進程所使用的動態(tài)端口號。通信結束后，這個端口號可供其他客戶進程以后使用。6.2用戶數據報協議UDP

6.2.1UDP概述

UDP只在IP的數據報服務之上增加了很少一點的功能，即端口的功能和差錯檢測的功能。雖然UDP用戶數據報只能提供不可靠的交付，但UDP在某些方面有其特殊的優(yōu)點。UDP的主要特點UDP是無連接的，即發(fā)送數據之前不需要建立連接。UDP使用盡最大努力交付，即不保證可靠交付，同時也不使用擁塞控制。UDP是面向報文的。UDP沒有擁塞控制，很適合多媒體通信的要求。UDP支持一對一、一對多、多對一和多對多的交互通信。UDP的首部開銷小，只有8個字節(jié)。面向報文的UDP發(fā)送方UDP對應用程序交下來的報文，在添加首部后就向下交付IP層。UDP對應用層交下來的報文，既不合并，也不拆分，而是保留這些報文的邊界。應用層交給UDP多長的報文，UDP就照樣發(fā)送，即一次發(fā)送一個報文。接收方UDP對IP層交上來的UDP用戶數據報，在去除首部后就原封不動地交付上層的應用進程，一次交付一個完整的報文。應用程序必須選擇合適大小的報文。UDP是面向報文的IP數據報的數據部分IP首部IP層UDP首部UDP用戶數據報的數據部分傳輸層應用層報文應用層6.2.2UDP的報文格式偽首部源端口目的端口長度檢驗和數據首部UDP長度源IP地址目的IP地址017IP數據報字節(jié)44112122222字節(jié)發(fā)送在前數據首部UDP用戶數據報UDP基于端口的分用IP層UDP數據報到達端口2端口3端口1UDP分用偽首部源端口目的端口長度檢驗和數據首部UDP長度源IP地址目的IP地址017IP數據報字節(jié)44112122222字節(jié)發(fā)送在前數據首部UDP用戶數據報用戶數據報UDP有兩個字段：數據字段和首部字段。首部字段有8個字節(jié)，由4個字段組成，每個字段都是兩個字節(jié)。偽首部源端口目的端口長度檢驗和數據首部UDP長度源IP地址目的IP地址017IP數據報字節(jié)44112122222字節(jié)發(fā)送在前數據首部UDP用戶數據報在計算檢驗和時，臨時把“偽首部”和UDP用戶數據報連接在一起。偽首部僅僅是為了計算檢驗和。計算UDP檢驗和的例子1001100100010011→153.190000100001101000→8.1041010101100000011→171.30000111000001011→14.110000000000010001→0和170000000000001111→150000010000111111→10870000000000001101→130000000000001111→150000000000000000→0（檢驗和）0101010001000101→數據0101001101010100→數據0100100101001110→數據0100011100000000→數據和0（填充）1001011011101101→求和得出的結果0110100100010010→檢驗和04112字節(jié)偽首部8字節(jié)UDP首部7字節(jié)數據填充按二進制反碼運算求和將得出的結果求反碼全0171510871315全0數據數據數據數據數據數據數據全06.3傳輸控制協議TCP

6.3.1TCP協議概述

TCP是面向連接的傳輸層協議。每一條TCP連接只能有兩個端點(endpoint)，每一條TCP連接只能是點對點的（一對一）。TCP提供可靠交付的服務。TCP提供全雙工通信。面向字節(jié)流。768HTCP面向流的概念發(fā)送TCP報文段發(fā)送方接收方把字節(jié)寫入發(fā)送緩存從接收緩存讀取字節(jié)應用進程應用進程1230181716151419202145131211H109H加上TCP首部構成TCP報文段TCPTCP字節(jié)流字節(jié)流H表示TCP報文段的首部x表示序號為x的數據字節(jié)TCP連接應當注意TCP連接是一條虛連接而不是一條真正的物理連接。TCP對應用進程一次把多長的報文發(fā)送到TCP的緩存中是不關心的。TCP根據對方給出的窗口值和當前網絡擁塞的程度來決定一個報文段應包含多少個字節(jié)（UDP發(fā)送的報文長度是應用進程給出的）。TCP可把太長的數據塊劃分短一些再傳送。TCP也可等待積累有足夠多的字節(jié)后再構成報文段發(fā)送出去。TCP首部20字節(jié)的固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FIN32位SYNRSTPSHACKURG位08162431填充TCP數據部分TCP首部TCP報文段IP數據部分IP首部發(fā)送在前6.3.2TCP的報文格式TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充源端口和目的端口字段——各占2字節(jié)。端口是傳輸層與應用層的服務接口。傳輸層的復用和分用功能都要通過端口才能實現。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充序號字段——占4字節(jié)。TCP連接中傳送的數據流中的每一個字節(jié)都編上一個序號。序號字段的值則指的是本報文段所發(fā)送的數據的第一個字節(jié)的序號。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充確認號字段——占4字節(jié)，是期望收到對方的下一個報文段的數據的第一個字節(jié)的序號。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充數據偏移（即首部長度）——占4位，它指出TCP報文段的數據起始處距離TCP報文段的起始處有多遠?！皵祿啤钡膯挝皇?2位字（以4字節(jié)為計算單位）。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充保留字段——占6位，保留為今后使用，但目前應置為0。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充緊急URG——當URG1時，表明緊急指針字段有效。它告訴系統(tǒng)此報文段中有緊急數據，應盡快傳送(相當于高優(yōu)先級的數據)。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充確認ACK——只有當ACK1時確認號字段才有效。當ACK0時，確認號無效。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充推送PSH(PuSH)——接收TCP收到PSH=1的報文段，就盡快地交付接收應用進程，而不再等到整個緩存都填滿了后再向上交付。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充復位RST(ReSeT)——當RST1時，表明TCP連接中出現嚴重差錯（如由于主機崩潰或其他原因），必須釋放連接，然后再重新建立傳輸連接。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充同步SYN——同步SYN=1表示這是一個連接請求或連接接受報文。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充終止FIN(FINis)——用來釋放一個連接。FIN1表明此報文段的發(fā)送端的數據已發(fā)送完畢，并要求釋放傳輸連接。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充窗口字段——占2字節(jié)，用來讓對方設置發(fā)送窗口的依據，單位為字節(jié)。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充檢驗和——占2字節(jié)。檢驗和字段檢驗的范圍包括首部和數據這兩部分。在計算檢驗和時，要在TCP報文段的前面加上12字節(jié)的偽首部。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充緊急指針字段——占16位，指出在本報文段中緊急數據共有多少個字節(jié)（緊急數據放在本報文段數據的最前面）。

TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG比特08162431填充選項字段——長度可變。TCP最初只規(guī)定了一種選項，即最大報文段長度MSS。MSS告訴對方TCP：“我的緩存所能接收的報文段的數據字段的最大長度是MSS個字節(jié)?！盡SS(MaximumSegmentSize)是TCP報文段中的數據字段的最大長度。數據字段加上TCP首部才等于整個的TCP報文段。其他選項窗口擴大選項——占3字節(jié)，其中有一個字節(jié)表示移位值S。新的窗口值等于TCP首部中的窗口位數增大到(16+S)，相當于把窗口值向左移動S位后獲得實際的窗口大小。時間戳選項——占10字節(jié)，其中最主要的字段時間戳值字段（4字節(jié)）和時間戳回送回答字段（4字節(jié)）。選擇確認選項——在后面的5.6.3節(jié)介紹。TCP首部20字節(jié)固定首部目的端口數據偏移檢驗和選項（長度可變）源端口序號緊急指針窗口確認號保留FINSYNRSTPSHACKURG位08162431填充填充字段——這是為了使整個首部長度是4字節(jié)的整數倍。6.3.3TCP的連接和釋放TCP把連接作為最基本的抽象。每一條TCP連接有兩個端點。TCP連接的端點不是主機，不是主機的IP地址，不是應用進程，也不是傳輸層的協議端口。TCP連接的端點叫做套接字(socket)或插口。端口號拼接到(contatenatedwith)IP地址即構成了套接字。套接字(socket)套接字socket=(IP地址:端口號)每一條TCP連接唯一地被通信兩端的兩個端點（即兩個套接字）所確定。即：TCP連接::={socket1,socket2}={(IP1:port1),(IP2:port2)}同一個名詞socket

有多種不同的意思應用編程接口

API

稱為socketAPI,簡稱為socket。socketAPI中使用的一個函數名也叫作socket。調用socket函數的端點稱為socket。調用socket函數時其返回值稱為socket描述符，可簡稱為socket。在操作系統(tǒng)內核中連網協議的Berkeley實現，稱為socket實現。傳輸連接的三個階段

傳輸連接就有三個階段，即：連接建立、數據傳送和連接釋放。傳輸連接的管理就是使傳輸連接的建立和釋放都能正常地進行。連接建立過程中要解決以下三個問題：要使每一方能夠確知對方的存在。要允許雙方協商一些參數（如最大報文段長度，最大窗口大小，服務質量等）。能夠對傳輸實體資源（如緩存大小，連接表中的項目等）進行分配。客戶服務器方式TCP連接的建立都是采用客戶服務器方式。主動發(fā)起連接建立的應用進程叫做客戶(client)。被動等待連接建立的應用進程叫做服務器(server)。

用三次握手建立TCP連接

SYN=1,seq=xCLOSEDCLOSED主動打開被動打開AB客戶服務器1TCP的連接建立A的TCP向B發(fā)出連接請求報文段，其首部中的同步位SYN=1，并選擇序號seq=x，表明傳送數據時的第一個數據字節(jié)的序號是x。

用三次握手建立TCP連接

SYN=1,seq=xCLOSEDCLOSED主動打開被動打開AB客戶服務器1TCP的連接建立SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x1

B的TCP收到連接請求報文段后，如同意，則發(fā)回確認。

B在確認報文段中應使SYN=1，使ACK=1，其確認號ack=x1，自己選擇的序號seq=y。SYN=1,seq=xACK=1,seq=x+1,ack=y1CLOSEDCLOSED主動打開被動打開AB客戶服務器SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x1

A收到此報文段后向B給出確認，其ACK=1，確認號ack=y1。

A的TCP通知上層應用進程，連接已經建立。SYN=1,seq=xACK=1,seq=x+1,ack=y1CLOSEDCLOSED數據傳送主動打開被動打開AB客戶服務器SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x1

B的TCP收到主機A的確認后，也通知其上層應用進程：TCP連接已經建立。SYN-SENTESTAB-LISHEDSYN-RCVDLISTENESTAB-LISHED

用三次握手建立TCP連接的各狀態(tài)

SYN=1,seq=xACK=1,seq=x+1,ack=y1CLOSEDCLOSED數據傳送主動打開被動打開AB客戶服務器1TCP的連接建立SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x1FIN=1,seq=uCLOSED主動關閉數據傳送ESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDAB客戶服務器CLOSED2TCP的連接釋放數據傳輸結束后，通信的雙方都可釋放連接。現在A的應用進程先向其TCP發(fā)出連接釋放報文段，并停止再發(fā)送數據，主動關閉TCP

連接。

A把連接釋放報文段首部的FIN=1，其序號

seq=u，等待B的確認。FIN=1,seq=uACK=1,seq=v,ack=u1主動關閉數據傳送通知應用進程ESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDAB客戶服務器2TCP的連接釋放

B發(fā)出確認，確認號ack=u1，而這個報文段自己的序號seq=v。

TCP服務器進程通知高層應用進程。從A到B這個方向的連接就釋放了，TCP連接處于半關閉狀態(tài)。B若發(fā)送數據，A仍要接收。FIN=1,seq=uACK=1,seq=v,ack=u1FIN=1,ACK=1,seq=w,ack=u1主動關閉被動關閉數據傳送通知應用進程ESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDAB客戶服務器數據傳送2TCP的連接釋放若B已經沒有要向A發(fā)送的數據，其應用進程就通知TCP釋放連接。FIN=1,seq=uACK=1,seq=v,ack=u1FIN=1,ACK=1,seq=w,ack=u1主動關閉被動關閉數據傳送通知應用進程ESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDAB客戶服務器數據傳送2TCP的連接釋放

A收到連接釋放報文段后，必須發(fā)出確認。ACK=1,seq=u+1,ack=w1FIN=1,seq=uACK=1,seq=v,ack=u1FIN=1,ACK=1,seq=w,ack=u1主動關閉被動關閉數據傳送通知應用進程ESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDAB客戶服務器數據傳送2TCP的連接釋放在確認報文段中ACK=1，確認號ack

w1，自己的序號seq=u+1。ACK=1,seq=u+1,ack=w1CLOSEDACK=1,seq=u+1,ack=w1FIN=1,seq=uACK=1,seq=v,ack=u1FIN=1,ACK=1,seq=w,ack=u1FIN-WAIT-1CLOSE-WAITFIN-WAIT-2LAST-ACK等待2MSLTIME-WAIT主動關閉被動關閉數據傳送通知應用進程ESTAB-LISHEDESTAB-LISHEDAB客戶服務器數據傳送CLOSED5.9.2TCP的連接釋放TCP連接必須經過時間2MSL后才真正釋放掉。A必須等待2MSL的時間第一，為了保證A發(fā)送的最后一個ACK報文段能夠到達B。第二，防止“已失效的連接請求報文段”出現在本連接中。A在發(fā)送完最后一個ACK報文段后，再經過時間2MSL，就可以使本連接持續(xù)的時間內所產生的所有報文段，都從網絡中消失。這樣就可以使下一個新的連接中不會出現這種舊的連接請求報文段。3TCP的有限狀態(tài)機TCP有限狀態(tài)機的圖中每一個方框都是TCP可能具有的狀態(tài)。每個方框中的大寫英文字符串是TCP標準所使用的TCP連接狀態(tài)名。狀態(tài)之間的箭頭表示可能發(fā)生的狀態(tài)變遷。箭頭旁邊的字，表明引起這種變遷的原因，或表明發(fā)生狀態(tài)變遷后又出現什么動作。圖中有三種不同的箭頭。粗實線箭頭表示對客戶進程的正常變遷。粗虛線箭頭表示對服務器進程的正常變遷。另一種細線箭頭表示異常變遷。TCP

的

有

限

狀

態(tài)

機CLOSEDESTABLISHEDLISTENCLOSE_WAITFIN_WAIT_1SYN_RCVDFIN_WAIT_2CLOSINGTIME_WAITSYN_SENTLAST_ACK主動打開被動打開被動關閉主動關閉起點被動打開主動打開發(fā)送SYN同時打開收到SYN，發(fā)送SYN,ACK收到ACK數據傳送階段關閉發(fā)送FIN關閉發(fā)送FIN關閉發(fā)送FIN收到RST收到SYN發(fā)送SYN,ACK關閉或超時收到ACK收到SYN,ACK發(fā)送ACK收到ACK收到ACK收到FIN發(fā)送ACK收到FIN,ACK發(fā)送ACK收到FIN發(fā)送ACK同時關閉收到FIN發(fā)送ACK發(fā)送SYN定時經過兩倍報文段壽命后關閉6.3.4可靠傳輸的工作原理

停止等待協議

(a)無差錯情況A發(fā)送M1確認M1B發(fā)送M2發(fā)送M3確認M2確認M3A發(fā)送M1B超時重傳M1發(fā)送M2確認M1丟棄有差錯的報文(b)超時重傳tttt請注意在發(fā)送完一個分組后，必須暫時保留已發(fā)送的分組的副本。分組和確認分組都必須進行編號。超時計時器的重傳時間應當比數據在分組傳輸的平均往返時間更長一些。確認丟失和確認遲到A發(fā)送M1B超時重傳M1發(fā)送M2丟棄重復的M1重傳確認M1(a)確認丟失確認M1A發(fā)送M1B超時重傳M1發(fā)送M2丟棄重復的M1重傳確認M1(b)確認遲到確認M1收下遲到的確認但什么也不做tttt可靠通信的實現使用上述的確認和重傳機制，我們就可以在不可靠的傳輸網絡上實現可靠的通信。這種可靠傳輸協議常稱為自動重傳請求ARQ(AutomaticRepeatreQuest)。ARQ表明重傳的請求是自動進行的。接收方不需要請求發(fā)送方重傳某個出錯的分組。信道利用率停止等待協議的優(yōu)點是簡單，但缺點是信道利用率太低。TDRTTATD+RTT+TAB分組確認tt分組確認信道的利用率U

(6-3)流水線傳輸發(fā)送方可連續(xù)發(fā)送多個分組，不必每發(fā)完一個分組就停頓下來等待對方的確認。由于信道上一直有數據不間斷地傳送，這種傳輸方式可獲得很高的信道利用率。B分組ttAACK連續(xù)ARQ協議123456789101112(a)發(fā)送方維持發(fā)送窗口（發(fā)送窗口是5）發(fā)送窗口(b)收到一個確認后發(fā)送窗口向前滑動向前123456789101112發(fā)送窗口累積確認接收方一般采用累積確認的方式。即不必對收到的分組逐個發(fā)送確認，而是對按序到達的最后一個分組發(fā)送確認，這樣就表示：到這個分組為止的所有分組都已正確收到了。累積確認有的優(yōu)點是：容易實現，即使確認丟失也不必重傳。缺點是：不能向發(fā)送方反映出接收方已經正確收到的所有分組的信息。Go-back-N（回退N）如果發(fā)送方發(fā)送了前5個分組，而中間的第3個分組丟失了。這時接收方只能對前兩個分組發(fā)出確認。發(fā)送方無法知道后面三個分組的下落，而只好把后面的三個分組都再重傳一次。這就叫做Go-back-N（回退N），表示需要再退回來重傳已發(fā)送過的N個分組。可見當通信線路質量不好時，連續(xù)ARQ協議會帶來負面的影響。TCP可靠通信的具體實現TCP連接的每一端都必須設有兩個窗口——一個發(fā)送窗口和一個接收窗口。TCP的可靠傳輸機制用字節(jié)的序號進行控制。TCP所有的確認都是基于序號而不是基于報文段。TCP兩端的四個窗口經常處于動態(tài)變化之中。TCP連接的往返時間RTT也不是固定不變的。需要使用特定的算法估算較為合理的重傳時間。1、TCP可靠傳輸的實現

以字節(jié)為單位的滑動窗口前移不允許發(fā)送已發(fā)送并收到確認A的發(fā)送窗口=20允許發(fā)送的序號26272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556B期望收到的序號前沿后沿前移收縮根據B給出的窗口值A構造出自己的發(fā)送窗口TCP標準強烈不贊成發(fā)送窗口前沿向后收縮不允許發(fā)送已發(fā)送并收到確認A的發(fā)送窗口位置不變允許發(fā)送但尚未發(fā)送262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送但未收到確認56P1P2P3不允許接收已發(fā)送確認并交付主機B的接收窗口允許接收26272829303132333435363738394041424344454647484950515253545556未按序收到可用窗口A發(fā)送了11個字節(jié)的數據P3–P1=A的發(fā)送窗口（又稱為通知窗口）P2–P1=已發(fā)送但尚未收到確認的字節(jié)數P3–P2=允許發(fā)送但尚未發(fā)送的字節(jié)數（又稱為可用窗口）允許發(fā)送但尚未發(fā)送A的發(fā)送窗口向前滑動262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送并收到確認不允許發(fā)送已發(fā)送但未收到確認56P1P2P3允許接收B的接收窗口向前滑動262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送確認并交付主機不允許接收56未按序收到A收到新的確認號，發(fā)送窗口向前滑動先存下，等待缺少的數據的到達不允許發(fā)送已發(fā)送并收到確認A的發(fā)送窗口已滿，有效窗口為零262728293031323334353637383940414243444546474849505152535455已發(fā)送但未收到確認56P1P2P3A的發(fā)送窗口內的序號都已用完，但還沒有再收到確認，必須停止發(fā)送。發(fā)送緩存最后被確認的字節(jié)發(fā)送應用程序發(fā)送緩存最后發(fā)送的字節(jié)發(fā)送窗口已發(fā)送TCP序號增大接收緩存接收應用程序已收到接收窗口TCP接收緩存下一個讀取的字節(jié)序號增大下一個期望收到的字節(jié)（確認號）發(fā)送緩存與接收緩存的作用發(fā)送緩存用來暫時存放：

發(fā)送應用程序傳送給發(fā)送方TCP準備發(fā)送的數據；TCP已發(fā)送出但尚未收到確認的數據。接收緩存用來暫時存放：

按序到達的、但尚未被接收應用程序讀取的數據；不按序到達的數據。

需要強調三點A的發(fā)送窗口并不總是和B的接收窗口一樣大（因為有一定的時間滯后）。TCP標準沒有規(guī)定對不按序到達的數據應如何處理。通常是先臨時存放在接收窗口中，等到字節(jié)流中所缺少的字節(jié)收到后，再按序交付上層的應用進程。TCP要求接收方必須有累積確認的功能，這樣可以減小傳輸開銷。2、超時重傳時間的選擇重傳機制是TCP中最重要和最復雜的問題之一。TCP每發(fā)送一個報文段，就對這個報文段設置一次計時器。只要計時器設置的重傳時間到但還沒有收到確認，就要重傳這一報文段。往返時延的方差很大由于TCP的下層是一個互聯網環(huán)境，IP數據報所選擇的路由變化很大。因而傳輸層的往返時間的方差也很大。時間數據鏈路層傳輸層T1T2T3往返時間的概率分布加權平均往返時間TCP保留了RTT的一個加權平均往返時間RTTS（這又稱為平滑的往返時間）。第一次測量到RTT樣本時，RTTS值就取為所測量到的RTT樣本值。以后每測量到一個新的RTT樣本，就按下式重新計算一次RTTS：

新的RTTS

(1

)(舊的RTTS)

(新的RTT樣本)(5-4)式中，0

1。若很接近于零，表示RTT值更新較慢。若選擇接近于1，則表示RTT值更新較快。RFC2988推薦的值為1/8，即0.125。超時重傳時間RTO(RetransmissionTime-Out)

RTO應略大于上面得出的加權平均往返時間RTTS。RFC2988建議使用下式計算RTO：RTORTTS+4RTTD(5-5)RTTD是RTT的偏差的加權平均值。RFC2988建議這樣計算RTTD。第一次測量時，RTTD值取為測量到的RTT樣本值的一半。在以后的測量中，則使用下式計算加權平均的RTTD：新的RTTD=(1

)(舊的RTTD)+

RTTS

新的RTT樣本(5-6)是個小于1的系數，其推薦值是1/4，即0.25。往返時間RTT?往返時間的測量相當復雜TCP報文段1沒有收到確認。重傳（即報文段2）后，收到了確認報文段ACK。如何判定此確認報文段是對原來的報文段1的確認，還是對重傳的報文段2的確認？發(fā)送一個TCP報文段超時重傳TCP報文段收到ACK時間12往返時間RTT?是對哪一個報文段的確認？Karn算法在計算平均往返時間RTT時，只要報文段重傳了，就不采用其往返時間樣本。這樣得出的加權平均平均往返時間RTTS和超時重傳時間RTO就較準確。報文段每重傳一次，就把RTO增大一些：新的RTO

(舊的RTO)系數的典型值是2。當不再發(fā)生報文段的重傳時，才根據報文段的往返時延更新平均往返時延RTT和超時重傳時間RTO的數值。實踐證明，這種策略較為合理。修正的Karn算法3、選擇確認SACK

(SelectiveACK)

接收方收到了和前面的字節(jié)流不連續(xù)的兩個字節(jié)塊。如果這些字節(jié)的序號都在接收窗口之內，那么接收方就先收下這些數據，但要把這些信息準確地告訴發(fā)送方，使發(fā)送方不要再重復發(fā)送這些已收到的數據。110001501300035014500確認號=1001L1=1501L2=3501R1=3001R1=4501接收到的字節(jié)流序號不連續(xù)……連續(xù)的字節(jié)流………第一個字節(jié)塊第二個字節(jié)塊和前后字節(jié)不連續(xù)的每一個字節(jié)塊都有兩個邊界：左邊界和右邊界。圖中用四個指針標記這些邊界。第一個字節(jié)塊的左邊界L1=1501，但右邊界R1=3001。左邊界指出字節(jié)塊的第一個字節(jié)的序號，但右邊界減1才是字節(jié)塊中的最后一個序號。第二個字節(jié)塊的左邊界L2=3501，而右邊界R2=4501。RFC2018的規(guī)定如果要使用選擇確認，那么在建立TCP連接時，就要在TCP首部的選項中加上“允許SACK”的選項，而雙方必須都事先商定好。如果使用選擇確認，那么原來首部中的“確認號字段”的用法仍然不變。只是以后在TCP報文段的首部中都增加了SACK選項，以便報告收到的不連續(xù)的字節(jié)塊的邊界。由于首部選項的長度最多只有40字節(jié)，而指明一個邊界就要用掉4字節(jié)，因此在選項中最多只能指明4個字節(jié)塊的邊界信息。6.4TCP的流量控制和擁塞控制

6.4.1利用滑動窗口實現流量控制一般說來，我們總是希望數據傳輸得更快一些。但如果發(fā)送方把數據發(fā)送得過快，接收方就可能來不及接收，這就會造成數據的丟失。流量控制(flowcontrol)就是讓發(fā)送方的發(fā)送速率不要太快，既要讓接收方來得及接收，也不要使網絡發(fā)生擁塞。利用滑動窗口機制可以很方便地在TCP連接上實現流量控制。seq=1,DATAseq=201,DATAseq=401,DATAseq=301,DATAseq=101,DATAseq=201,DATAseq=501,DATAACK=1,ack=201,rwnd=300ACK=1,ack=601,rwnd=0ACK=1,ack=501,rwnd=100AB允許A發(fā)送序號201至500共300字節(jié)A發(fā)送了序號101至200，還能發(fā)送200字節(jié)A發(fā)送了序號301至400，還能再發(fā)送100字節(jié)新數據A發(fā)送了序號1至100，還能發(fā)送300字節(jié)A發(fā)送了序號401至500，不能再發(fā)送新數據了A超時重傳舊的數據，但不能發(fā)送新的數據允許A發(fā)送序號501至600共100字節(jié)A發(fā)送了序號501至600，不能再發(fā)送了不允許A再發(fā)送（到序號600為止的數據都收到了）丟失！流量控制舉例A向B發(fā)送數據。在連接建立時，

B告訴A：“我的接收窗口rwnd=400（字節(jié)）”。持續(xù)計時器

(persistencetimer)。TCP為每一個連接設有一個持續(xù)計時器。只要TCP連接的一方收到對方的零窗口通知，就啟動持續(xù)計時器。若持續(xù)計時器設置的時間到期，就發(fā)送一個零窗口探測報文段（僅攜帶1字節(jié)的數據），而對方就在確認這個探測報文段時給出了現在的窗口值。若窗口仍然是零，則收到這個報文段的一方就重新設置持續(xù)計時器。若窗口不是零，則死鎖的僵局就可以打破了。必須考慮傳輸效率可以用不同的機制來控制TCP報文段的發(fā)送時機:第一種機制是TCP維持一個變量，它等于最大報文段長度MSS。只要緩存中存放的數據達到MSS字節(jié)時，就組裝成一個TCP報文段發(fā)送出去。第二種機制是由發(fā)送方的應用進程指明要求發(fā)送報文段，即TCP支持的推送(push)操作。第三種機制是發(fā)送方的一個計時器期限到了，這時就把當前已有的緩存數據裝入報文段（但長度不能超過MSS）發(fā)送出去。6.4.2擁塞控制的原理及方法在某段時間，若對網絡中某資源的需求超過了該資源所能提供的可用部分，網絡的性能就要變壞——產生擁塞(congestion)。出現資源擁塞的條件：對資源需求的總和>可用資源(5-7)若網絡中有許多資源同時產生擁塞，網絡的性能就要明顯變壞，整個網絡的吞吐量將隨輸入負荷的增大而下降。擁塞控制與流量控制的關系擁塞控制所要做的都有一個前提，就是網絡能夠承受現有的網絡負荷。擁塞控制是一個全局性的過程，涉及到所有的主機、所有的路由器，以及與降低網絡傳輸性能有關的所有因素。流量控制往往指在給定的發(fā)送端和接收端之間的點對點通信量的控制。流量控制所要做的就是抑制發(fā)送端發(fā)送數據的速率，以便使接收端來得及接收。擁塞控制所起的作用提供的負載吞吐量理想的擁塞控制實際的擁塞控制0死鎖（吞吐量=0）無擁塞控制擁塞輕度擁塞擁塞控制的一般原理擁塞控制是很難設計的，因為它是一個動態(tài)的（而不是靜態(tài)的）問題。當前網絡正朝著高速化的方向發(fā)展，這很容易出現緩存不夠大而造成分組的丟失。但分組的丟失是網絡發(fā)生擁塞的征兆而不是原因。在許多情況下，甚至正是擁塞控制本身成為引起網絡性能惡化甚至發(fā)生死鎖的原因。這點應特別引起重視。開環(huán)控制和閉環(huán)控制開環(huán)控制方法就是在設計網絡時事先將有關發(fā)生擁塞的因素考慮周到，力求網絡在工作時不產生擁塞。閉環(huán)控制是基于反饋環(huán)路的概念。屬于閉環(huán)控制的有以下幾種措施：監(jiān)測網絡系統(tǒng)以便檢測到擁塞在何時、何處發(fā)生。將擁塞發(fā)生的信息傳送到可采取行動的地方。調整網絡系統(tǒng)的運行以解決出現的問題。幾種擁塞控制方法

1.慢開始和擁塞避免發(fā)送方維持一個叫做擁塞窗口cwnd(congestionwindow)的狀態(tài)變量。擁塞窗口的大小取決于網絡的擁塞程度，并且動態(tài)地在變化。發(fā)送方讓自己的發(fā)送窗口等于擁塞窗口。如再考慮到接收方的接收能力，則發(fā)送窗口還可能小于擁塞窗口。發(fā)送方控制擁塞窗口的原則是：只要網絡沒有出現擁塞，擁塞窗口就再增大一些，以便把更多的分組發(fā)送出去。但只要網絡出現擁塞，擁塞窗口就減小一些，以減少注入到網絡中的分組數。慢開始算法的原理在主機剛剛開始發(fā)送報文段時可先設置擁塞窗口cwnd=1，即設置為一個最大報文段MSS的數值。在每收到一個對新的報文段的確認后，將擁塞窗口加1，即增加一個MSS的數值。用這樣的方法逐步增大發(fā)送端的擁塞窗口cwnd，可以使分組注入到網絡的速率更加合理。發(fā)送方接收方發(fā)送M1確認M1發(fā)送M2~M3確認M2~M3發(fā)送M4~M7確認M4~M7cwnd=1cwnd=2cwnd=4發(fā)送M8~M15cwnd=8…tt發(fā)送方每收到一個對新報文段的確認（重傳的不算在內）就使cwnd加1。輪次1輪次2輪次3傳輸輪次

(transmissionround)使用慢開始算法后，每經過一個傳輸輪次，擁塞窗口cwnd就加倍。一個傳輸輪次所經歷的時間其實就是往返時間RTT。“傳輸輪次”更加強調：把擁塞窗口cwnd所允許發(fā)送的報文段都連續(xù)發(fā)送出去，并收到了對已發(fā)送的最后一個字節(jié)的確認。例如，擁塞窗口cwnd=4，這時的往返時間RTT就是發(fā)送方連續(xù)發(fā)送4個報文段，并收到這4個報文段的確認，總共經歷的時間。設置慢開始門限狀態(tài)變量ssthresh慢開始門限ssthresh的用法如下：當cwnd<ssthresh時，使用慢開始算法。當cwnd>ssthresh時，停止使用慢開始算法而改用擁塞避免算法。當cwnd=ssthresh時，既可使用慢開始算法，也可使用擁塞避免算法。擁塞避免算法的思路是讓擁塞窗口cwnd緩慢地增大，即每經過一個往返時間RTT就把發(fā)送方的擁塞窗口cwnd加1，而不是加倍，使擁塞窗口cwnd按線性規(guī)律緩慢增長。當網絡出現擁塞時無論在慢開始階段還是在擁塞避免階段，只要發(fā)送方判斷網絡出現擁塞（其根據就是沒有按時收到確認），就要把慢開始門限ssthresh設置為出現擁塞時的發(fā)送方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把擁塞窗口cwnd重新設置為1，執(zhí)行慢開始算法。這樣做的目的就是要迅速減少主機發(fā)送到網絡中的分組數，使得發(fā)生擁塞的路由器有足夠時間把隊列中積壓的分組處理完畢。2216慢開始和擁塞避免算法的實現舉例當TCP連接進行初始化時，將擁塞窗口置為1。圖中的窗口單位不使用字節(jié)而使用報文段。慢開始門限的初始值設置為16個報文段，即ssthresh=16?！俺朔p小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現舉例發(fā)送端的發(fā)送窗口不能超過擁塞窗口cwnd和接收端窗口rwnd中的最小值。我們假定接收端窗口足夠大，因此現在發(fā)送窗口的數值等于擁塞窗口的數值。2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現舉例在執(zhí)行慢開始算法時，擁塞窗口cwnd的初始值為1，發(fā)送第一個報文段M0。

2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現舉例發(fā)送端每收到一個確認，就把cwnd加1。于是發(fā)送端可以接著發(fā)送M1和M2兩個報文段。2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現舉例接收端共發(fā)回兩個確認。發(fā)送端每收到一個對新報文段的確認，就把發(fā)送端的cwnd加1?，F在cwnd從2增大到4，并可接著發(fā)送后面的4個報文段。2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現舉例發(fā)送端每收到一個對新報文段的確認，就把發(fā)送端的擁塞窗口加1，因此擁塞窗口cwnd隨著傳輸輪次按指數規(guī)律增長。2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次慢開始和擁塞避免算法的實現舉例當擁塞窗口cwnd增長到慢開始門限值ssthresh時（即當cwnd=16時），就改為執(zhí)行擁塞避免算法，擁塞窗口按線性規(guī)律增長。2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”傳輸輪次2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”慢開始和擁塞避免算法的實現舉例假定擁塞窗口的數值增長到24時，網絡出現超時，表明網絡擁塞了。傳輸輪次2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”慢開始和擁塞避免算法的實現舉例更新后的ssthresh值變?yōu)?2（即發(fā)送窗口數值24的一半），擁塞窗口再重新設置為1，并執(zhí)行慢開始算法。傳輸輪次2216“乘法減小”24681012141618200048122024擁塞窗口cwnd新的ssthresh值網絡擁塞指數規(guī)律增長ssthresh的初始值慢開始慢開始慢開始擁塞避免“加法增大”擁塞避免“加法增大”慢開始和擁塞避免算法的實現舉例當cwnd=12時改為執(zhí)行擁塞避免算法，擁塞窗口按按線性規(guī)律增長，每經過一個往返時延就增加一個MSS的大小。傳輸輪次乘法減小

(multiplicativedecrease)

“乘法減小“是指不論在慢開始階段還是擁塞避免階段，只要出現一次超時（即出現一次網絡擁塞），就把慢開始門限值ssthresh設置為當前的擁塞窗口值乘以0.5。當網絡頻繁出現擁塞時，ssthresh值就下降得很快，以大大減少注入到網絡中的分組數。加法增大

(additiveincrease)

“加法增大”是指執(zhí)行擁塞避免算法后，在收到對所有報文段的確認后（即經過一個往返時間），就把擁塞窗口cwnd增加一個MSS大小，使擁塞窗口緩慢增大，以防止網絡過早出現擁塞。必須強調指出“擁塞避免”并非指完全能夠避免了擁塞。利用以上的措施要完全避免網絡擁塞還是不可能的?！皳砣苊狻笔钦f在擁塞避免階段把擁塞窗口控制為按線性規(guī)律增長，使網絡比較不容易出現擁塞。2.快重傳和快恢復快重傳算法首先要求接收方每收到一個失序的報文段后就立即發(fā)出重復確認。這樣做可以讓發(fā)送方及早知道有報文段沒有到達接收方。發(fā)送方只要一連收到三個重復確認就應當立即重傳對方尚未收到的報文段。不難看出，快重傳并非取消重傳計時器，而是在某些情況下可更早地重傳丟失的報文段?？熘貍髋e例發(fā)送方接收方發(fā)送M1確認M1t確認M2發(fā)送M2發(fā)送M3發(fā)送M4？發(fā)送M5發(fā)送M6重復確認M2立即重傳M3重復確認M2重復確認M2t發(fā)送M7收到三個連續(xù)的對M2的重復確認立即重傳M3丟失快恢復算法(1)當發(fā)送端收到連續(xù)三個重復的確認時，就執(zhí)行“乘法減小”算法，把慢開始門限ssthresh減半。但接下去不執(zhí)行慢開始算法。(2)由于發(fā)送方現在認為網絡很可能沒有發(fā)生擁塞，因此現在不執(zhí)行慢開始算法，即擁塞窗口cwnd現在不設置為1，而是設置為慢開始門限ssthresh減半后的數值，然后開始執(zhí)行擁塞避免算法（“加法增大”），使擁塞窗口緩慢地線性增大。24從連續(xù)收到三個重復的確認

轉入擁塞避免2468101214161820220048121620傳輸輪次擁塞窗口cwnd收到3個重復的確認執(zhí)行快重傳算法慢開始“乘法減小”擁塞避免“加法增大”TCPReno版本TCPTahoe版本(已廢棄不用）ssthres