传输层

传输层

2022-06-05
计算机网络

  • 传输层为运行在不同的主机上的进程提供了一种逻辑通信机制。

  • 发送方将应用递交的消息分成一个或多个segment，并向下传给网络层；接收方将接收到的segment组成消息，向上交给应用层。

  • 传输层协议分类：

    • 可靠、按序的交付服务（TCP），提供拥塞控制、流量控制和连接建立。
    • 不可靠的交付服务（UDP），基于尽力而为的网络层没有做可靠性方面的扩展。

  • 接收端进行多路复用，传输层依据头部信息将接收到的segment交给正确的socket；发送端进行多路复用，多个socket为每个数据块封装头部信息，生成segment，交给网络层。

  • 每个数据报携带源IP地址、目的IP地址，每个数据报携带一个传输层的端（Segment），每个段携带源端口和目的端口。主机收到segment后，传输层协议提取IP地址和端口信息，将segemnt导向相应的socket。

  • UDP的SOCKET用二元组标识（目的IP地址，目的端口号），来自不同源IP地址和端口号的IP数据报被导向同一个Socket，TCP的SOCKET用四元组标识（源地址，源端口，目的地址，目的端口）。

UDP #

  • UDP
  • UDP(USER DATAGRAM PROTOCOL)基于IP协议，简单的包装了下IP协议，提供了传输层的复用、分用，同时提供了简单的错误校验。
  • UDP段可能会丢失、错序。常用于流媒体应用。
  • UDP校验和提供了差错校验功能。

可靠数据传输 #

  • 可靠指的是不错、不丢失、不乱序。
  • 通过使用校验和来检查位错误来保证不错，同时使用ACK（acknowledgement）来显式的告诉发送方已经正确的接收分组。
  • 重传可用保证不丢失，对于未收到ACK的分组，进行重传，重传需要使用定时器，当超过一定时间未收到ACK则重传。
  • 简单的重传可能会导致重复分组或乱序，需要使用序列号，发送方给每个分组增加序列号，接收方通过序列号来确定分组顺序。

流水线机制 #

  • 简单的停-等协议效率很低，需要使用流水线机制来提高资源的利用率。
  • 例：1Gbps(R)的链路，15ms(RTT)的端到端的传播延迟，8Kb(L)分组。
  • 停等协议
  • 使用流水线机制
  • 流水线机制

滑动窗口协议 #

  • 包括GBN（go back N）和SR（selective repeat）。

GBN #

  • 分组的头部中包含K-bit的序列号。窗口尺寸为N，最多允许N个分组未确认。ACK(n)表示序列号n(包括n)之前的分组均已被正确接收。
  • 只为序列号最小的那个未收到ACK的分组设置计时器。
  • 当发生了超时事件，即序列号n的分组未收到对应的ack时，会重传序列号大于等于n的所有分组。
  • GBN发送方的FSM。base表示当前滑动窗口的起始位置，nextseqnum表示发送的分组的位置，下面的介绍是并行进行的。
    • 当序列号小于滑动窗口的右边界时，会持续发送分组，直到达到滑动窗口的右边界。此时会启动定时器并拒绝上层协议发来的数据。
    • 当定时器超时时，会重新发送滑动窗口左边界开始的窗口中的所有数据。
    • 当正确接收到ack时，滑动窗口会向右移动，同时重新启动定时器；当数据已经发完了时，会关闭定时器。
  • GBN-sender
  • GBN接收方的FSM
    • GBN只发送拥有最高序列号的、已被正确接收的分组的ACK，这就意味着序号为n的分组被正确接收时，序号小于n的所有分组都被成功接收。
    • 对于乱序到达的分组，接收方会直接丢弃，并且为最近按序接收的、序列号最大的分组重新发送一个ACK。
  • GBN-sender
  • 案例
    • 分组0和分组1均被正确接收，分组2由于丢失了。发送方发送过去的分组3、分组4、分组5，接收方均重发ACK(1)，当一段事件后发送方一直未收到ACK(2)，所以会重新发送分组2、分组3、分组4、分组5。
  • GBN-example

SR #

  • GBN单个分组的差错就能引起大量分组的重传。选择重传能仅让发送方重传个别它怀疑在接收方出错的分组，避免了不必要的重传。

  • SR接收方确认一个正确接收的分组而不管其是否按序，失序的分组将被缓存直到所有的丢失分组（序号更小的分组）都被收到为止。

  • SR-example

  • 序列号的空间大小必须大于等于窗口长度的两倍。

  • 例：当窗口大小为4，序号大小也为4，发送方连续发送4个分组，接收方收到4个分组后，返回4个ACK，窗口已经向右滑动了4个。此时假如4个ACK都丢了，发送方超时后重新发送4个分组，此时接收方把分组0、1、2、3当作新的分组，就会导致错误。

  • SR-4-4

  • 例：当窗口大小为4，序号大小为5，发送方连续发送4个分组，接收方收到4个分组后，返回4个ACK，窗口已经向右滑动了4个。此时假如4个ACK都丢了，发送方超时后重新发送4个分组，此时接收方把分组0、1、2当作新的分组，就会导致错误。

  • SR-4-5

  • 例：当窗口大小为4，序号大小为7，发送方连续发送4个分组，接收方收到4个分组后，返回4个ACK，窗口已经向右滑动了4个。此时假如4个ACK都丢了，发送方超时后重新发送4个分组，此时接收方把分组0当作新的分组，就会导致错误。

  • SR-4-7

TCP #

  • 一个应用进程向另一个应用进程发送数据之前，会现在两个进程之间建立一条逻辑链路。当一端通过套接字传递数据，TCP将这些数据引导到该连接的发送缓存中，发送缓存时三次握手期间设置的缓存之一。接下来TCP会不时从发送缓存中取出一块数据，并将数据传送到网络层。
  • TCP从缓存中取出并放入段中的数据大小受限于MSS(maximum segment size，即最大报文段长度)。MSS通常根据MTU（maximum Transmission Unit，最大传输单元）来设置。通常MTU为1500字节，TCP首部一般20字节，IP首部一般20字节，所以MSS是一般情况为1440字节。

TCP报文段结构 #

  • 32位的序号和确认号用来实现可靠数据传输。
  • 16位的接受窗口字段用来进行流量控制。
  • 4位的首部长度用来指示以32bit的字为单位的TCP首部的长度。
  • 可选和变长的选项字段，在协商MSS或调节窗口因子时使用。
  • 6位的标志字段。ACK用于指示确认号的值是有效的，即该报文段包含一个对已被接收报文段的确认。RST、SYN、FIN用于连接的建立和拆除。

序号和确认号 #

  • 一个报文段的序号是报文段首字节的编号，TCP连接双方都会随机地选择初始序号。例：假如MSS为1000，一个数据流的大小为5000字节，初始序号为234。则第一个报文段的序号为234，第二个报文段的序号为1234，第三个报文段的序号为2234。
  • 确认号是接收方期望从发送方接收到的下一个字节的序号。TCP是累计确认的，如果收到了确认号为2234的报文段，则说明2234（不包含2234）之前的报文段都被成功接收。

往返时间的估计和超时 #

  • TCP采用超时重传机制来处理报文段的丢失问题。超时时间间隔必须大于连接的往返时间（RTT），否则会造成丢包。
  • SampleRTT是某报文段从发出到对该报文段的确认被收到之间的时间量。大多数TCP的实现是在某个时刻为一个已发送但未被确认的报文段估计SampleRTT，TCP不会对已被重传的报文段计算sampleRTT。
  • 由于sampleRTT可能会有大的波动，TCP会维持一个EstimatedRTT，一旦获取一个新的sampleRTT，TCP会按照如下公式更新EstimatedRTT。α的推荐值为0.125。
EstimatedRTT = ( 1 - α ) * EstimateRTT + α * SampleRTT
  • DevRTT用来计算sampleRTT偏离EstimatedRTT的程度, β的推荐值为0.25。
DevRTT = ( 1 - β ) * DevRTT + β * | SampleRTT - EstimatedRTT |
  • 超时时间TimeoutInterval的计算如下，推荐初始的TimeoutInterval为1秒。当收到报文段并更新EstimatedRTT时，就会更新TimeoutInterval。
TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4 * DevRTT
  • 当出现超时后，会直接把TimeoutInterval加倍。例：假设当前的过期时间为0.75,当定时器超时后，TCP会重传报文段，并把过期时间设置为1.5s，当再次过期时，TCP会重传报文段，并将过期时间设置为3s。

可靠数据传输 #

  • 快速重传是指如果TCP发送方接收到对相同数据的3个冗余ACK，即收到了一个正常的ACK（n）和三个冗余的ACK（n）时，TCP会重传序号为n的段，即使当前未超时。
  • TCP采用累积确认，当受到ACK(n)则说明n之前的字节(不包括n)都已成功收到，存在如下的三种情况。

流量控制 #

  • 一台TCP连接的每一侧主机都为该连接设置了接受缓存，为了防止缓存溢出，TCP提供了流量控制服务（flow-control service）。

  • TCP的发送方也可能因为IP网络的拥塞而遏制，这种控制方式为拥塞控制（congestion service）。

  • TCP通过让发送方维护一个叫接收窗口（Receive Window)的变量来提供流量控制，该字段是接收方的剩余缓存空间大小。因为TCP是全双工的，连接两端都会维护接收窗口。

  • 假设主机A向主机B发送一个文件，主机B的接收缓存大小为RcvBuffer，LastByteRead用来表示主机B的应用程序从缓存中读到的最后一个字节编号，LastByteRcvd用来表示主机A发送到主机B且放入到接收缓存的最后一个字节的编号。

  • 接收窗口rwnd的大小的计算如下，该字段是动态变化的，最开始rwnd等于RcvBuffer。

#接收窗口大小 = 接收缓存总大小 - 已接收但是未读的数据
# 1. 如果发的数据快，但是读数据慢，接收方来不及处理时，导致接收窗口变小
rwnd = RcvBuffer - ( LastByteRecvd - LastByteRead )
  • 主机B通过把rwnd放到它发送给主机A报文段的接收窗口字段中，通知A该连接中还存在多少的可用缓存。主机A会跟踪两个变量，LastByteSent用来表示最后发送的一个字节编号，LastByteAcked用来表示最后一个确认的字节编号，通过如下关系来保证发送的数据不会造成缓存溢出。
#接收窗口大小 >= 未确认的数据
# 1. 当接收窗口变小后，发送方已发送但未确认的这部分数据减少
# 2. 当接收窗口大小为0时，发送方停止向接收方发送数据，但是还是会发送特殊的段，以便获取rwnd。
LastByteSent - LastByteAcked ≤ rwnd
  • 为了避免主机B的接收缓存已满，然后发送给主机A rwnd=0，此时主机A不会在给主机B发送数据的情况，TCP要求当主机B的缓存已满时，主机A继续发送只有一个字节数据的报文段。这些报文段会被接收方确认，等主机B的缓存空间不为0时，会发送给主机A非0的rwnd值。

TCP连接管理 #

  • 三次握手

    1. 客户端会像服务端发送一个特殊的报文段，该报文段不携带任何数据，SYN标志位被置为1，并且会随机选择一个序号client_isn，发送给服务器。该报文段被称为SYN报文段。
    2. 当该服务端收到SYN报文段后，为TCP连接分配缓存和变量，并向客户端发送报文段，该报文段SYN标志位置为1，并随即生成一个序号server_isn，同时ACK标志位置为1，确认号填client_isn+1，改报文段不包含任何数据。该报文段被称为SYNACK报文段。
    3. 客户端收到SYNACK后，为TCP连接分配缓存和变量，向服务端发送报文段，该报文段可以携带数据，SYN标志位被置为0（因为连接已建立）。同时ACK标志位置为1，确认号填server_isn+1。

  • TCP连接关闭

  1. 当客户端发起关闭连接时（服务端也可以发起），会向服务端发送一个特殊报文段，该报文段的FIN报文段被置为1，同时生成一个seq序号y，发给服务端。其实此时ACK标志位也会被置为1，用来确认上一次发来的数据。
  2. 服务端收到后，会将ACK标志位置为1，ack填y+1。
  3. 服务端会重复1~2步。
  • 一次HTTP请求的连接过程，第三次握手时就已经开始带上数据了。
  • 洪范攻击(SYN flood attack)指攻击者发送大量的TCP SYN段，却不完成第三次握手，由于服务端在第二次握手就开始分配资源，导致服务端资源被消耗殆尽。一种有效的防御机制SYN cookies能解决这个问题，】工作方式如下：
    • 当服务端收到一个SYN段时，它不会开启一个半开的连接。它会根据源和目标的IP和端口以及秘密数通过散列函数来生成一个初始的TCP序号，这个序号被称为"cookie"，服务端将这个特殊的SYNACK段发给客户端。
    • 当服务端收到一个ACK时，通过散列函数来计算一个值，如果该值加1等于ACK，则说明改ACK是对之前的某个SYNACK的确认，服务端会生成一个具有套接字的全开链接。
    • 如果客户端没有返回一个ACK，对服务器也没有影响。
  • 当一台服务器接收到了一个TCP报文段，该报文段的目的端口或源IP与服务器上的套接字都不匹配时，服务器会向源发送一个特殊的重置段，该段的RST标志位被置为1。当一台主机接收到了一个UDP分组，它的目的端口与主机上的套接字都不符合，主机会发送一个ICMP数据报。

TCP拥塞控制 #

  • 运行在发送方的TCP拥塞控制机制跟踪一个额外的变量拥塞窗口cwnd（congestion window），它对TCP发送方能向网络中发送的流量进行了限制，即：
LastByteSent - LastByteAcked ≤ min { rwnd, cwnd }
  • TCP拥塞控制算法：1. 慢启动；2. 拥塞避免；3. 快速恢复。

慢启动 #

  1. 当TCP连接开始时，cwnd通常设置为MSS（存疑），这使得初始的发送速率约为MSS/RTT；
  2. TCP向网络中发送第一个报文段并等待一个确认，当确认到达时，将cwnd增加一个MSS；并发送出两个段，当着两个段被确认时，每个确认都将使cwnd增加一个MSS，这使得现在cwnd变成了4个MSS。总结：每经过一个RTT，cwnd = cwnd * 2。

  • 拥塞窗口不会无限增大：

    • 如果发生了丢包事件，TCP发送方将cwnd设置为1并重新开始慢启动过程，并设置ssthresh（慢启动阈值）的值为cwnd/2，当达到ssthresh后，cwnd线性增长；
    • 如果检测到3个冗余ACK（连续收到4个相同的ACK，重复的ACK表示网络有能力来传输段）时，cwnd减半，并开始线性增长。（TCP RENO）
    • 如果检测到3个冗余ACK，将cwnd设置为1（TCP Tahoe）