323-TCP可靠传输的实现

我不是女神ヾ 2022-10-16 04:47 21阅读 0赞

## TCP可靠传输的实现 ##

我们首先介绍以**字节**为单位的**滑动窗口**。为了讲述可靠传输原理的方便，**我们假定数据传输只在一个方向进行，即A发送数据，B给出确认。** 这样的好处是使讨论限于两个窗口，即发送方A的发送窗口和接收方B的接收窗口。如果再考虑B也向A发送数据，那么还要增加A的接收窗口和B的发送窗口，这对讲述可靠传输的原理并没有多少帮助，反而会使问题更加繁琐。

## 以字节为单位的滑动窗口 ##

**TCP的滑动窗口是以字节为单位的**。为了便于说明滑动窗口的工作原理，我们故意把后面图5-15至图5-18中的字节编号都取得很小。**现假定A收到了B发来的确认报文段，其中窗口是20字节，而确认号是31（这表明B期望收到的下一个序号是31，而序号30为止的数据已经收到了）**。  
**根据这两个数据，A就构造出自己的发送窗口，如下图5-15所示。**  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70]  
**我们先讨论发送方A的发送窗口**。**发送窗口表示**：在没有收到B的确认的情况下，A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是已经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。  
**发送窗口里面的序号表示允许发送的序号**。显然，窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多的数据，因而可能获得更高的传输效率。接收方会把自己的接收窗口数值放在窗口字段中发送给对方。**因此，A的发送窗口一定不能超过B的接收窗口数值**。**发送方的发送窗口大小还要受到当时网络拥塞程度的制约。**  
**发送窗口后沿的后面部分表示已经发送且收到了确认，这些数据显然不需要再保留了。而发送窗口的前沿的前面部分表示不允许发送的，因为接收方都没有为这部分数据保留临时存放的缓存空间。**  
发送窗口的位置由**窗口前沿和后沿的位置**共同确定。发送窗口后沿的变化情况有两种可能，**即不动（没有收到新的确认）和前移（收到了新的确认）**。发送窗口后沿不可能向后移动，因为不能撤销掉已收到的确认，因为不能撤销已收到的确认。发送窗口前沿通常是不断向前移动，但也有可能不动。**这对应于两种情况**：一是没有收到新的确认，对方通知的窗口大小也不变；二是收到了新的确认但对方通知的窗口缩小了，使得发送窗口前沿正好不动。  
**发送窗口前沿也有可能向后收缩**。这发生在对方通知的窗口缩小了。但TCP的标准**强烈不赞成**这样做。因为很可能发送方在收到这个通知以前已经发送了窗口中的许多数据，现在又要收缩窗口，不让发送这些数据，这样就会产生一些错误。  
现在假定A发送了序号为31-41的数据。这时，发送窗口位置并未改变（下图5-16），但发送窗口内靠后面有11个字节（灰色小方框表示）表示已发送但未收到确认。而发送窗口内靠前面的9个字节（42-50）是允许发生但尚未发生的。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]  
从以上所述可以看出，要描述一个发送窗口的状态需要三个指针：P1,P2和P3。指针都指向字节的序号。**这三个指针指向的几个部分的意义如下：  
小于P1的是已发送并已收到确认的部分，而大于P3的是不允许发送的部分、  
P3-P1=A的发送窗口  
P2-P1=已发送但尚未收到确认的字节数  
P3-P2=允许发生但当前尚未发送的字节数（又称为可用窗口或有效窗口）**

**再看一下B的接收窗口**。B的接收窗口大小是20。在接收窗口外面，到30号为止的数据是已经发送过确认，并且已经交付主机了。因此在B可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31-50）是允许接收的。在上图5-16中，B收到了序号为32和33的数据。这些数据没有按序到达，因为序号31的数据没有收到（也许丢失了，也许滞留在网络中的某处）。请注意，B只能对按序收到的数据中的最高序号给出确认，因此B发送的确认报文段中的确认号仍然是31（即期望收到的序号），而不能是32或33。  
现在假定B收到了序号为31的数据，并把序号为31-33的数据交付主机，然后B删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号（）（如下图5-17），同时给A发送确认，其中窗口值仍为20，但确认号是34。这表明B已经收到了到序号33为止的数据。我们注意到，B还收到了序号为37,38和40的数据，但这些都没有按序到达，只能先暂存在接收窗口中。A收到B的确认后，就可以把发送窗口向前滑动3个序号，但指针P2不动。可以看出，现在A的可用窗口增大了，可发送的序号范围是42-53。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]  
A在继续发送完序号42-53的数据后，指针P2向前移动和P3重合，发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认（如下图5-18）。由于A的发送窗口已满，可用窗口已减小到0，因此必须停止发送。请注意，存在下面这种可能性，就是发送窗口内的所有的数据都已正确到达B，B也早已发出了确认。但不幸的是，所有这些确认都滞留在网络中。在没有收到B的确认时，A不能猜测：“或许B收到了吧！”为了保证可靠传输，A只能认为B还没有收到这些数据。于是，A在经过一段时间后（由超时计时器控制）就重传这部分数据，重新设置超时计时器，直到收到B的确认为止。如果A收到确认号落在发送窗口内，那么A就可以使发送窗口继续向前滑动，并发送新的数据。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 3]  
**发送方的应用进程把字节流写入TCP的发送缓存，接收方的应用进程从TCP的接收缓存中读取字节流**。我们将进一步讨论窗口和缓存的关系。下图5-19画出了发送方维持的发送缓存和发送窗口，以及接收方维持的接收缓存和接收窗口。这里首先要明确两点：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 4]  
**第一，缓存空间和序号空间都是有限的，并且都是循环使用的。最好是把它们画成圆环状的。但这里为了画图的方便，我们还是把它们画成长条状的。  
第二，由于实际上缓存或窗口中的字节数是非常之大，因此上图5-19仅仅是个示意图，没有标出具体的数值。但用这样的图来说明缓存和发送窗口以及接收窗口的关系是很清楚的。**

**我们先看一下图5-19（a）所示的发送方的情况。**  
**发送缓存用来暂时存放：**  
1、发送应用程序传送给发送方TCP准备发送的数据  
2、TCP已发送出但尚未收到确认的数据  
发送窗口通常只是发送缓存的一部分。已被确认的数据应当从发送缓存中删除，因此发送缓存和发送窗口的后沿是重合的。发送应用程序最后写入发送缓存的字节减去最后被确认的字节，就是还保留在发送缓存中的被写入的字节数。发送应用程序必须控制写入缓存的速率，不能太快，否则发送缓存就会没有存放数据的空间。  
**再看一下上图5-19（b）所示的接收方的情况**  
**接收缓存用来暂时存放：**  
1、按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据  
2、未按序到达的数据  
如果收到的分组被检测出有差错，则要丢弃。如果接收应用程序来不及读取收到的数据，接收缓存最终就会被填满，使接收窗口减小到0。反之，如果接收应用程序能够及时从接收缓存中读取收到的数据，接收窗口就可以增大，但最大不能超过接收缓存的大小。上图5-19（b）中还指出了下一个期望收到的字节号。这个字节号也就是接收方给发送方的报文段的首部中的确认号。

**根据以上所讨论的，我们还要强调以下三点：**  
**1、第一**，虽然A的发送窗口是根据B的接收窗口设置的，但在同一时刻，A的发送窗口并不总是和B的接收窗口一样大。这是因为通过网络传送窗口值需要经历一定的时间滞后（这个时间还是不确定的）。另外，正如后面会讲到的，发送方A还可能根据网络当时的拥塞情况适当减小自己的发送窗口数值。  
**2、第二**，对于不按序到达的数据应如何处理，TCP标准并无明确规定。如果接收方把不按序到达的数据一律丢弃，那么接收窗口的管理将会比较简单，但这样做对网络资源的利用不利（因为发送方会重复传送较多的数据）。因此TCP通常对不按序到达的数据是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。  
**3、第三**，TCP要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。接收方可以在合适的时候发送确认，也可以在自己有数据要发送时把确认信息顺便捎带上。但请注意两点。一是接收方不应过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传，这反而浪费了网路的资源。TCP标准规定，确认推迟的时间不应超过0.5秒。若收到一连串具有最大长度的报文段，则必须每隔一个报文段就发送一个确认\[RFC 1122\]。二是捎带确认实际上并不经常发生，因为大多数应用程序很少同时在两个方向上发送数据。  
**最后再强调一下，TCP的通信是全双工通信。通信中的每一方都在发送和接收报文段。因此，每一方都有自己的发送窗口和接收窗口。在谈到这些窗口时，一定要弄清楚是哪一方的窗口。**

## 超时重传时间的选择 ##

上面已经谈到，TCP的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。这种重传的概念是很简单的，但重传时间的选择却是TCP最复杂的问题之一。  
由于TCP的下层是互联网环境，发送的报文段可能只经过一个高速率的局域网，也可能经过多个低速率的网络，并且每个IP数据报所选择的路由还可能不同。如果把超时重传时间设置得太短，就会引起很多报文段的不必要的重传，使网络负荷增大。但若把超时重传时间设置得过长，则又使网络的空闲时间增大，降低了传输效率。  
**那么，运输层的超时计时器的超时重传时间究竟应设置为多大呢？**  
**TCP采用了一种自适应算法**。它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。**这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT**。TCP保留了RTT的一个加权平均往返时间RTTs（这又称为平滑的往返时间，S表示Smoothed。因为进行的是加权平均，因此得出的结果更加平滑）。每当第一次测量到RTT样本时，RTTs值就取为所测量到的RTT样本值。但以后每测量到一个新的RTT样本，就按下式重新计算一次RTTs：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 5]  
**上面说的往返时间的测量，实现起来相当复杂。试看下面的例子。**  
如下图5-20所示，发送出一个报文段，设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过了一段时间后，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定次确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？  
由于重传的报文段和原来的报文段完全一样，因此源主机在收到确认后，就无法做出正确的判断，而正确的判断对确定加权平均RTTs的值关系很大。  
若收到的确认是对重传报文段的确认，但却被源主机当成是对原来的报文段的确认，则这样计算出的RTTs和超时重传时间RTO就会偏大。若后面再发送的报文段又是经过重传后才收到确认报文段，则按此方法得出的超时重传时间RTO就越来越长。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 6]  
同样，若收到的确认是对原来的报文段的确认，但被当成是对重传报文段的确认，则由此计算出的RTTs和RTO都会偏小。这就必然导致报文段过多地重传。这样就有可能使RTO越来越短。  
根据以上所述，**Karn 提出了一个算法：在计算加权平均RTTS时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均RTTS和RTO就较准确。**  
但是，这又引起新的问题。设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据Karn算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。  
因此要对Karn算法进行修正。**方法是：报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO增大一些。典型的做法是取新的重传时间为旧的重传时间的2倍。当不再发生报文段的重传时，才根据上面给出的（5-5）式计算超时重传时间。实践证明，这种策略较为合理。**  
总之，Karn算法能够使运输层区分开有效的和无效的往返时间样本，从而改进了往返时间的估测，使计算结果更加合理。

## 选择确认SACK ##

**现在还有一个问题没有讨论。这就是若收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少一些序号的数据，那么能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据？**  
答案是**可以的。选择确认就是一种可行的处理方法。**  
我们用一个例子来说明选择确认（Selective ACK）的工作原理。TCP的接收方在接收对方发送过来的数据字节流的序号不连续，结果就形成了一些不连续的字节块（如下图5-21所示）。可以看出，序号1-1000收到了，但序号1001-1500没有收到。接下来的字节流又收到了，可是又缺少了3001-3500。再后面从序号4501起又没有收到。也就是说，接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L0xJTlpFWVU2NjY_size_16_color_FFFFFF_t_70 7]  
从上图5-21可以看出，和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：**左边界和右边界**。因此在图中用四个指针标记这些边界。请注意，第一个字节块的左边界L1=1501,但右边界R1=3001而不是3000。这就是说，左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减1才是字节块中的最后一个序号。同理，第二个字节块的左边界L2=3501，而右边界R2=4501。  
我们知道，TCP的首部没有哪个字段能够提供上述这些字节块的边界信息。RFC 2018规定，**如果要使用选择确认SACK，那么在建立TCP连接时，就要在TCP首部的选项中加上“允许SACK”的选项，而双方必须都事先商量好**。如果使用选择确认，那么原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。只是以后在TCP报文段的首部中都增加了**SACK选项**，以便报告收到的不连续的字节块的边界。**由于首部选项的长度最多只有40字节**，而指明一个边界就要用掉**4个字节（因为序号有32位，需要使用4个字节表示）**，因此在选项中最多只能指明4个字节块的边界信息。这是因为4个字节块共有8个边界，因而需要用32个字节来描述。**另外还需要两个字节。一个字节用来指明是SACK选项，另一个字节是指明这个选项要占用多少个字节**。如果要报告五个字节块的边界信息，那么至少需要42个字节。这就超过了选项长度的40字节的上限。  
**然而，SACK文档并没有指明发送方应当怎样响应SACK。因此大多数的实现还是重传所有未被确认的数据块。**

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