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三、传输层拥塞控制、差错控制

hoohack 03-18 07:31 阅读 4
网络

3.1 概述和传输层服务

传输服务和协议:
为运行在不同主机上的应用进程提供逻辑通信;
传输协议运行在端系统-发送方:将应用层的报文分成报文段,然后传递给网络层;接收方:将报文段重组成报文,然后传递给应用层;
有多个传输层协议可供应用选择;

网络层服务:主机之间的逻辑通信
传输层服务:进程间的逻辑通信——依赖于网络层的服务:延时、带宽。并对网络层的服务进行增强
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可靠的、保序的传输:TCP
-多路复用、解复用
-拥塞控制
-流量控制
-建立连接

不可靠的、不保序的传输:UDP
-多路复用、解复用
-没有为尽力而为的IP服务添加更多的其他额外服务

都不提供的服务:延时保证,带宽保证

3.2 多路复用和解复用

在发送方主机多路复用:从多个套接字接受来自多个进程的报文,根据套接字对应的IP地址和端口号等信息对报文段用头部加以封装(该头部信息用于以后的解复用)
在接收方主机多路解复用:根据报文段的头部信息中的IP地址和端口号将接收到的报文段发给正确的套接字(和对应的应用进程)
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多路解复用工作原理:
解复用作用:TCP或者UDP实体采用哪些信息,将报文段的数据部分交给正确的socket,从而交给正确的进程。
主机收到IP数据报:每个数据报有源IP地址和目标地址;每个数据报承载一个传输层报文段;每个报文段有一个源端口号和目标端口号
主机联合使用IP地址和端口号将报文段发送给合适的套接字

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3.3 无连接传输UDP

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3.4 可靠数据传输(RDT)的原理

RDT在应用层传输层和数据链路层都很重要;是网络Top10问题质疑
信道的不可靠特点决定了可靠数据传输协议rdt的复杂性
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渐增式地开发可靠数据传输协议(RDT)的发送方和接收方
只考虑单向数据传输,但控制信息是双向流动的!
双向的数据传输问题实际上是两个单向数据传输问题的总和
使用有限状态机(FSM)来描述发送方和接受方
状态:在该状态下,下一个状态只由下一个事件唯一确定
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Rdt1.0:在可靠信道上的可靠数据传输
下层的信道是完全可靠的:没有比特出错;没有分组丢失
发送方和接收方的FSM:发送方将数据发送到下层信道;接收方从下层信道接收数据
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Rdt2.0:具有比特差错的信道
下层信道可能会出错:将分组中的比特翻转——用校验和来检测比特差错
问题:怎样从差错中恢复?
-确认(ACK):接收方显式地告诉发送方分组已被正确接受
-否定确认(NAK):接收方显式地告诉发送方分组发生了差错,发送发重传分组
rdt2.0中的新机制:采用差错控制编码进行差错检测

  • 发送方差错控制编码、缓存
  • 接收方使用编码检错
  • 接收方的反馈:控制报文(ACK、NAK):接收方-》发送方
  • 发送方收到反馈相应的动作

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rdt2.2:无NAK的协议
功能同rdt2.1,但只使用ACK(ack要编号)
接收方对最后正确接收的分布发ACK,以替代NAK。接收方必须显式地包含被正确接收分组的序号
当受到重复的ACK时,发送方与收到NAK采取相同的动作,重传当前分组
为后面的一次发送多个数据单位做一个准备:一次能够发送多个,每一个的应答都有:ACK,NACK;使用对前一个数据单位的ACK,代替本数据单位的NAK,确认信息减少一半,协议处理简单
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rdt3.0:具有比特差错和分组丢失的信道
新的假设:下层信道可能会丢失分组(数据或者ACK)
—会死锁;机制还不够处理这种状况
方法:发送方等待ACK一段合理的时间
发送端超时重传,如果到时没有收到ACK,则重传。
问题:如果分组(或ACK)只是被延迟了:重传会导致数据重复,但利用序列号已经可以处理这个问题。接收方必须指明被正确接收的序列号
需要一个倒计数定时器
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流水线协议:
流水线:允许发送方在未得到对方确认的情况下一次发送多个分组;
必须增加序号的范围:用多个bit表示分组的序号
在发送方/接收方要有缓冲区:发送方缓冲:未得到确认,可能需要重传。接收方缓存:上层用户取用数据的速率!=接收到的数据速率,接收到的数据可能乱序,排序支付
两种通用的流水线协议:回退N步(GBN)和选择重传(SR)

滑动窗口协议:
发送缓冲区:
-形式:内存中的一个区域,落入缓冲区的分组可以发送
-功能:用于存放已发送,但是没有收到确认的分组
-必要性:需要重发时可用
发送缓冲区的大小:一次最多可以发送多个未经确认的分组
-停止等待协议=1
-流水线协议>1,合理的值,不能很大,链路利用率不能超过100%
发送缓冲区中的分组:
-未发送的:落入发送缓冲区的分组,可以连续发送出去
-已经发送出去的、等待对方确认的分组:发送缓冲区的分组只有得到确认才能删除
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接收窗口=1:GBN协议,只能顺序接受(累计确认)
接收窗口》1:SR协议,可以乱序接受
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异常情况下的GBN的2窗口互动
发送窗口:
新分组落入发送缓冲区的范围,发送-》前沿移动
超时重发机制让发送端将发送窗口中的所有分组发送出去
来了老分组的重复确认-》后沿不向前滑动-》新的分组无法落入发送缓冲区范围(此时如果发送缓冲区有新的分组可以发送)
接收窗口:
收到乱序分组,没有落入到接收窗口范围,抛弃
(重复)发送老分组的确认,累计确认

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选择重传SR:
接收方对每个正确接收的分组,分别发送ACK(非累计确认),因为接受窗口》1,因此可以缓存乱序的分组,最终将分组按顺序交付给上层
发送方只对那些没有收到ACK的分组进行重传0选择性重发,发送方为每个未确认的分组设定一个定时器。
发送窗口的最大值(发送缓冲区)限制发送未确认分组的个数

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3.5 面向连接的传输TCP

点对点:一个发送方,一个接收方
可靠的、按顺序的字节流:没有报文边界
管道化(流水线):TCP拥塞控制和流量控制设置窗口大小
发送和接受缓存
全双工数据:在同一连接中数据流双向流动
面向连接:在数据交换前,通过握手初始化发送方、接收方的状态变量
有流量控制:发送方不会淹没接收方
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MSS:最大报文段
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TCP序号:报文段首字节的在字节流的编号
确认号:期望从另一方收到的下一个字节的序号;累计确认
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TCP往返延时(RTT)和超时:
怎样设置TCP超时?——比RTT长、太早超时、太长报文段丢失
怎样估计RTT?——测量从报文段发出到收到确认的实践,因为存在变化,所以对多个测量值求平均
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可靠数据传输:TCP在IP不可靠的服务的基础上建立了rdt,
管道化的报文段——GBN/SR
累计确认——GBN
单个重传定时器——GBN
是否可以接受乱序的,没有规范
通过以下事件触发重传:超时——SR;重复的确认
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TCP连接管理:
在正式交换数据之前,发送方和接收方握手建立通信关系:同意建立连接,同一连接参数
Q:在网络中,两次握手建立连接总是可行的吗?

  • 变化的延迟,没有丢,但可能超时
  • 由于丢失造成的重传
  • 报文乱序
  • 相互看不到对方

虚假的数据,旧数据当作新数据接受了

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TCP:关闭连接
客户端,服务器分别关闭他自己这一侧的连接
一旦收到FIN,用ACK回应
可以处理同时的FIN交换

3.6 拥塞控制原理

拥塞得表现:
1.分组丢失(路由器缓冲区溢出)
2.分组经历比较长的延迟(在路由器的队列中排队)
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两个主机经过一个路由器分别发送给两个主机,路由器带宽有限。
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  1. 延迟大
  2. 为了保证输出,输入在持续增加
  3. 网络拥塞,重传没有必要的数据,加速拥塞

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拥塞控制方法:
1.端到端拥塞控制:
没有来自网络的明显反馈;端系统根据延迟和丢失时间推断是否有拥塞;TCP采用的方法。
2.网络辅助的拥塞控制:路由器提供给端系统以反馈信息,单个bit置位,显示有拥塞。显式提供发送端可以采用的速率。
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3.7 TCP拥塞控制

端到端拥塞控制
路由器不向主机提供有关拥塞的反馈信息,是的路由器负担较轻,符合网络核心简单的TCPIP架构原则,
端系统根据自身得到的信息,判断是否发生拥塞,从而采取行动。
拥塞控制的几个问题:
如何检测拥塞:轻微拥塞,拥塞;
控制拥塞:在拥塞发生时如何动作,降低速率;在拥塞缓解时如何动作,增加速率。

拥塞感知:
发送端如何探测到拥塞?
1.某个段超时了:拥塞
超时时间到,某个段的确认没有来,网络拥塞,某个路由缓冲区没空间了。被丢弃,概率大。出错被丢弃了,没有通过某个校验,被丢弃,概率小。一旦超时,就认为拥塞了,有一定误判,但总体控制方向是对的。
2.有关某个段的三次重复ACK:轻微拥塞
段的第一个ack,正常,确认绿段,期待红段。段的第二个重复ack,意味着红段之后的段收到了,乱序到达,一直重复ack,意味后面的段都乱序到达了,说明红段丢失的可能性极大。网络这时还能够进行一定程度的传输,拥塞但情况比第一种好

速率控制方法:
维持一个拥塞窗口的值:CongWin
发送端限制已发送但是未确认的数据量的上限,从而粗略地控制发送方往网络中注入的速率
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