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TCP/IP相关

2021/7/21 11:32:35 浏览:

参考链接:https://blog.csdn.net/weixin_39525307/article/details/111363312

参考链接:https://juejin.im/post/6844903490595061767


 1、 数据封装

        下图清楚地表示了TCP/IP协议中每个层的作用,而TCP/IP协议通信的过程其实就对应着数据入栈与出栈的过程。入栈的过程,数据发送方每层不断地封装首部与尾部,添加一些传输的信息,确保能传输到目的地。出栈的过程,数据接收方每层不断地拆除首部与尾部,得到最终传输的数据。

2、具体操作

2.1 数据链路层

       物理层负责0、1比特流与物理设备电压高低、光的闪灭之间的互换。数据链路层负责将0、1序列划分为数据帧从一个节点传输到临近的另一个节点,这些节点是通过MAC来唯一标识的(MAC,物理地址,一个主机会有一个MAC地址)。

  • 封装成帧: 把网络层数据包加头和尾,封装成帧,帧头中包括源MAC地址和目的MAC地址。
  • 透明传输:零比特填充、转义字符。
  • 可靠传输: 在出错率很低的链路上很少用,但是无线链路WLAN会保证可靠传输。
  • 差错检测(CRC):接收者检测错误,如果发现差错,丢弃该帧。

2.2 网络层

2.2.1   IP

        IP协议是TCP/IP协议的核心,所有的TCP,UDP,IMCP,IGMP的数据都以IP数据格式传输。要注意的是,IP不是可靠的协议,这是说,IP协议没有提供一种数据未传达以后的处理机制,这被认为是上层协议:TCP或UDP要做的事情。

        在数据链路层中我们一般通过MAC地址来识别不同的节点,而在IP层我们也要有一个类似的地址标识,这就是IP地址。

32位IP地址分为网络位和地址位,这样做可以减少路由器中路由表记录的数目,有了网络地址,就可以限定拥有相同网络地址的终端都在同一个范围内,那么路由表只需要维护一条这个网络地址的方向,就可以找到相应的这些终端了。

  • A类IP地址: 0.0.0.0~127.0.0.0
  • B类IP地址:128.0.0.1~191.255.0.0
  • C类IP地址:192.168.0.0~239.255.255.0

IP头:

        这里只介绍:八位的TTL字段。这个字段规定该数据包在穿过多少个路由之后才会被抛弃。某个IP数据包每穿过一个路由器,该数据包的TTL数值就会减少1,当该数据包的TTL成为零,它就会被自动抛弃。

        这个字段的最大值也就是255,也就是说一个协议包也就在路由器里面穿行255次就会被抛弃了,根据系统的不同,这个数字也不一样,一般是32或者是64。

2.2.2 ARP及RARP协议

        ARP 是根据IP地址获取MAC地址的一种协议。

        ARP(地址解析)协议是一种解析协议,本来主机是完全不知道这个IP对应的是哪个主机的哪个接口,当主机要发送一个IP包的时候,会首先查一下自己的ARP高速缓存(就是一个IP-MAC地址对应表缓存)。

        如果查询的IP-MAC值对不存在,那么主机就向网络发送一个ARP协议广播包,这个广播包里面就有待查询的IP地址,而直接收到这份广播的包的所有主机都会查询自己的IP地址,如果收到广播包的某一个主机发现自己符合条件,那么就准备好一个包含自己的MAC地址的ARP包传送给发送ARP广播的主机。

        而广播主机拿到ARP包后会更新自己的ARP缓存(就是存放IP-MAC对应表的地方)。发送广播的主机就会用新的ARP缓存数据准备好数据链路层的的数据包发送工作。

        RARP协议的工作与此相反,不做赘述。

3. TCP/UDP

        TCP是面向连接的,无论哪一方向另一方发送数据之前,都必须先在双方之间建立一条连接。在TCP/IP协议中,TCP协议提供可靠的连接服务,连接是通过三次握手进行初始化的。三次握手的目的是同步连接双方的序列号和确认号并交换 TCP窗口大小信息。

  

第一次握手:建立连接。客户端发送连接请求报文段,将SYN位置为1,Sequence Number为x;然后,客户端进入SYN_SEND状态,等待服务器的确认;

第二次握手:服务器收到SYN报文段。服务器收到客户端的SYN报文段,需要对这个SYN报文段进行确认,设置Acknowledgment Number为x+1(Sequence Number+1);同时,自己自己还要发送SYN请求信息,将SYN位置为1,Sequence Number为y;服务器端将上述所有信息放到一个报文段(即SYN+ACK报文段)中,一并发送给客户端,此时服务器进入SYN_RECV状态;

第三次握手:客户端收到服务器的SYN+ACK报文段。然后将Acknowledgment Number设置为y+1,向服务器发送ACK报文段,这个报文段发送完毕以后,客户端和服务器端都进入ESTABLISHED状态,完成TCP三次握手。
 

3.1 tcp流量控制

        如果发送方把数据发送得过快,接收方可能会来不及接收,这就会造成数据的丢失。所谓流量控制就是让发送方的发送速率不要太快,要让接收方来得及接收。

        利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP连接上实现对发送方的流量控制。

        设A向B发送数据。在连接建立时,B告诉了A:“我的接收窗口是 rwnd = 400 ”(这里的 rwnd 表示 receiver window) 。因此,发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值。请注意,TCP的窗口单位是字节,不是报文段。假设每一个报文段为100字节长,而数据报文段序号的初始值设为1。大写ACK表示首部中的确认位ACK,小写ack表示确认字段的值ack。

        从图中可以看出,B进行了三次流量控制。第一次把窗口减少到 rwnd = 300 ,第二次又见到了 rwnd = 100 ,最后减到 rwnd = 0 ,即不允许发送方再发送数据了。这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机B重新发出一个新的窗口值为止。B向A发送的三个报文段都设置了 ACK = 1 ,只有在ACK=1时确认好字段才有意义。

        TCP为每一个连接设有一个持续计时器(persistence timer)。只要TCP连接的一方收到对方的零窗口通知,就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期,就发送一个零窗口控测报文段(写1字节的数据),那么收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。
 


3.2 tcp拥塞控制

        发送方维持一个拥塞窗口 cwnd ( congestion window )的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度,并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口。

        发送方控制拥塞窗口的原则是:只要网络没有出现拥塞,拥塞窗口就再增大一些,以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞,拥塞窗口就减小一些,以减少注入到网络中的分组数。


慢开始算法:

当主机开始发送数据时,如果立即将大量数据字节注入到网络,那么就有可能引起网络拥塞,因为现在并不清楚网络的负荷情况。因此,较好的方法是 先探测一下,即由小到大逐渐增大发送窗口,也就是说,由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。

通常在刚刚开始发送报文段时,先把拥塞窗口 cwnd 设置为一个最大报文段MSS的数值。而在每收到一个对新的报文段的确认后,把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd ,可以使分组注入到网络的速率更加合理。

        每经过一个传输轮次,拥塞窗口 cwnd 就加倍。一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间RTT。不过“传输轮次”更加强调:把拥塞窗口cwnd所允许发送的报文段都连续发送出去,并收到了对已发送的最后一个字节的确认。

另,慢开始的“慢”并不是指cwnd的增长速率慢,而是指在TCP开始发送报文段时先设置cwnd=1,使得发送方在开始时只发送一个报文段(目的是试探一下网络的拥塞情况),然后再逐渐增大cwnd。

为了防止拥塞窗口cwnd增长过大引起网络拥塞,还需要设置一个慢开始门限ssthresh状态变量。慢开始门限ssthresh的用法如下:

当 cwnd < ssthresh 时,使用上述的慢开始算法。
当 cwnd > ssthresh 时,停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。
当 cwnd = ssthresh 时,既可使用慢开始算法,也可使用拥塞控制避免算法。拥塞避免


拥塞避免

        让拥塞窗口cwnd缓慢地增大,即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1,而不是加倍。这样拥塞窗口cwnd按线性规律缓慢增长,比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。

        无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段,只要发送方判断网络出现拥塞(其根据就是没有收到确认),就要把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时的发送 方窗口值的一半(但不能小于2)。然后把拥塞窗口cwnd重新设置为1,执行慢开始算法。

        这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数,使得发生 拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。

如下图,用具体数值说明了上述拥塞控制的过程。现在发送窗口的大小和拥塞窗口一样大。
 


快重传和快恢复

快重传

        快重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认(为的是使发送方及早知道有报文段没有到达对方)而不要等到自己发送数据时才进行捎带确认。

         接收方收到了M1和M2后都分别发出了确认。现在假定接收方没有收到M3但接着收到了M4。显然,接收方不能确认M4,因为M4是收到的失序报文段。根据 可靠传输原理,接收方可以什么都不做,也可以在适当时机发送一次对M2的确认。

        但按照快充传算法的规定,接收方应及时发送对M2的重复确认,这样做可以让 发送方及早知道报文段M3没有到达接收方。发送方接着发送了M5和M6。接收方收到这两个报文后,也还要再次发出对M2的重复确认。这样,发送方共收到了 接收方的四个对M2的确认,其中后三个都是重复确认。

        快重传算法还规定,发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段M3,而不必 继续等待M3设置的重传计时器到期。

        由于发送方尽早重传未被确认的报文段,因此采用快重传后可以使整个网络吞吐量提高约20%。


        快恢复

与快重传配合使用的还有快恢复算法,其过程有以下两个要点:

  • 当发送方连续收到三个重复确认,就执行“乘法减小”算法,把慢开始门限ssthresh减半。
  • 与慢开始不同之处是现在不执行慢开始算法(即拥塞窗口cwnd现在不设置为1),而是把cwnd值设置为 慢开始门限ssthresh减半后的数值,然后开始执行拥塞避免算法(“加法增大”),使拥塞窗口缓慢地线性增大。


 

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