Lecture 11：思维导图 - 运输层

描述：运输层在端系统中为应用进程提供端到端的逻辑通信。UDP 以最小开销提供无连接报文服务；TCP 通过连接管理、序号与确认、超时重传、滑动窗口、流量控制和拥塞控制提供可靠字节流。做题时必须同时跟踪 seq、ack、发送/接收窗口、cwnd、ssthresh 和 RTT。

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本篇按“进程通信与端口 -> UDP/TCP 首部 -> 连接管理 -> 可靠传输 -> 流量控制 -> 拥塞控制 -> 窗口与时间计算”整理。原 PDF 中的综合题另设两个专题入口：

5.1 运输层概述

5.1.1 进程到进程通信

网络层把分组送到目的主机，运输层再利用端口号把数据交给具体应用进程。因此网络层提供主机到主机通信，运输层提供进程到进程的逻辑通信；运输层协议只运行在端系统中，路由器通常只转发其承载的 IP 分组。

• 复用：发送主机的多个应用进程通过各自套接字使用运输层。
• 分用：接收主机依据首部中的端口及地址信息，把报文段交给正确套接字。
• UDP 分用主要依据目的 IP 与目的端口；来自不同源端点的 UDP 数据报可交给同一个 UDP 套接字。
• 已建立的 TCP 连接通常由四元组唯一标识：(源IP, 源端口, 目的IP, 目的端口)；同一服务器端口可同时服务许多四元组不同的连接。

端口字段为 16 bit，取值范围 0-65535；其中 0 为保留值，不作为普通服务端点，通常使用 1-65535。端口只在本主机内标识运输层通信端点，不是物理接口；(IP 地址, 端口号) 合称套接字端点。

服务器“监听某端口”与一条已建立连接不是同一对象：监听套接字负责接收新连接，建立后由包含两端地址与端口的连接套接字承载通信。

5.1.2 UDP 与 TCP 对比

“面向连接”指通信前维护双方逻辑状态，不代表物理链路被独占；TCP 只提供点到点单播连接，UDP 可用于单播，并可由 IP 多播或广播承载。

5.2 UDP

5.2.1 UDP 首部与校验

UDP 首部包含源端口、目的端口、长度、校验和四个字段，各 2 B。长度字段包括 UDP 首部与数据。

UDP 校验和计算还使用由源 IP、目的 IP、协议号和 UDP 长度组成的伪首部；伪首部只参与校验，不实际发送为 UDP 首部的一部分。

• IPv4 中 UDP 校验和可选，值为 0 表示未使用；IPv6 中 UDP 校验和必须使用（408 基本规则）。
• UDP 校验失败的报文被丢弃，但 UDP 自身不负责重传。
• 一个 send 形成一个 UDP 数据报，接收方按数据报交付，应用需自行避免数据报过大或处理丢失、乱序。
• UDP 长度字段为 16 bit，包含 8 B 首部；IPv4 无选项时，单个 IPv4 数据报理论最多承载 $65535-20-8=65507$ B 的 UDP 数据，但若链路 MTU 更小就可能发生 IP 分片，实际还受路径 MTU、分片策略和实现限制。
• 校验时若数据为奇数字节，末尾临时补 1 个全 0 字节凑成 16 bit，该补位不传输。IPv4 中若计算结果恰为 0，应在线上传为全 1；字段全 0 专门表示“未计算校验和”。

伪首部让 UDP/TCP 的校验同时绑定两端 IP、上层协议号与运输层长度，可发现部分误投递，但它既不是 IP 首部的一部分，也不会交给应用。

5.3 TCP 报文段

5.3.1 TCP 主要字段

TCP 以字节编号，序号与确认号均为 32 bit，并按模 $2^{32}$ 回绕。设报文段 seq=x、数据长为 $L$ B；$I_{SYN}$、$I_{FIN}$ 分别在相应标志置位时取 1，否则取 0。该段占用 $L+I_{SYN}+I_{FIN}$ 个序号，段末后一序号为 $(x+L+I_{SYN}+I_{FIN})\bmod 2^{32}$。有数据且无 SYN 时数据首字节序号为 $x$；有 SYN 时同段数据从 $x+1$ 起。只有此前没有缺口且该段按序到达时，接收方的累计确认号才可越过这段已收到的连续序号；若更早序号仍缺失，即使收到更高序号的失序段，ACK 通常仍指向首个缺口。纯 ACK 不携带数据且不含 SYN/FIN 时不消耗序号；确认号字段只有在 ACK=1 时才有效。这一区分依据 RFC 9293，属于对知识图概括语句的教材补充与纠错。

数据偏移字段为 4 bit，取值 5-15，对应 20-60 B 首部。常见选项包括 MSS、窗口扩大、时间戳和 SACK 许可；选项末尾用填充补齐到 4 B 整数倍。首部中的 16 bit 窗口值是接收窗口通告，若协商了窗口扩大选项，实际窗口可超过 65535 B。

TCP 是字节流协议，不保留应用层报文边界：一次应用写入可能被拆成多个报文段，多次小写入也可能合并；接收应用只能依据自身协议重新识别消息边界。

5.3.2 MSS、窗口与实际发送量

MSS 是一个 TCP 报文段可承载的最大应用数据量，不包括 TCP/IP 首部。典型以太网中：

$$MSS=MTU-IP首部-TCP首部=1500-20-20=1460\ \text{B}$$

发送方可用窗口受接收端和网络拥塞共同限制：

$$swnd=\min(rwnd,cwnd)$$

若发送窗口左沿为已确认位置，已发送未确认数据占用 $FlightSize$，则当前还能发送：

$$Available=\max(0,swnd-FlightSize)$$

发送窗口可用三个位置理解：

已确认并可删除 | 已发送未确认 | 允许发送但尚未发送 | 当前不允许发送
              SND.UNA       SND.NXT          SND.UNA + swnd

• SND.UNA 是最早未确认字节，窗口后沿随新累计 ACK 右移。
• SND.NXT 是下一个准备发送的新字节；SND.NXT-SND.UNA 就是在途未确认量。
• 发送窗口的前沿可随 ACK 和窗口通告右移；若接收方缩小 rwnd，前沿也可能暂时不动甚至收缩，但已经发出的字节不能被“收回”。
• 同一时刻发送方看到的 swnd 不一定等于接收方当前本地 rwnd：窗口通告存在传播时延，且 cwnd 还可能进一步限制发送。

5.4 TCP 连接管理

5.4.1 三次握手

设客户端初始序号为 $x$，服务器初始序号为 $y$：

客户端                                      服务器
SYN=1, seq=x                 -------->
                              <--------  SYN=1, ACK=1, seq=y, ack=x+1
ACK=1, seq=x+1, ack=y+1       -------->

第三次握手让服务器确认客户端已经收到服务器的 SYN 与初始序号，可避免失效的旧连接请求使服务器长期保留半开连接。前两次握手中的 SYN 各消耗一个序号；第三次纯 ACK 通常不消耗序号。

三次握手同时验证双方的发送与接收路径，并同步双方初始序号。若第三段同时携带 $L$ B 数据，它仍从 seq=x+1 开始，并使客户端下一个新数据序号变为 $x+1+L$；若是纯 ACK，下一个数据仍从 $x+1$ 开始。

5.4.2 四次挥手与 TIME_WAIT

TCP 是全双工连接，两个方向可分别关闭，因此通常需要四个报文段。假设 A 主动关闭：

A: FIN=1, seq=u                 -------->
                                <--------  B: ACK=1, ack=u+1
                                <--------  B: FIN=1, seq=v
A: ACK=1, ack=v+1               -------->
A 进入 TIME_WAIT，等待 2MSL 后关闭

• 被动关闭端收到 FIN 后可继续发送剩余数据，这称半关闭状态。
• TIME_WAIT=2MSL 使最终 ACK 丢失时仍能重发，并让网络中的旧报文段自然消失，避免污染同四元组的新连接。
• FIN 与 SYN 一样各消耗 1 个序号。

5.4.3 异常与攻击

• SYN 洪泛制造大量半连接并耗尽服务器资源。常见缓解包括 SYN Cookie、缩短半连接超时、限制速率与扩展队列。
• 收到不属于现存连接的 TCP 报文段或连接出现严重异常时，端点可发送 RST 复位。
• 保活计时器用于发现长期无活动且对端已失效的连接，但不替代正常应用层超时设计。教材常用默认模型是空闲约 2 h 后发送探测，之后每 75 s 探测一次，连续 10 次无响应则关闭；这些数值均可由实现配置，题目给值时以题设为准。
• 保活、重传和持续计时器用途不同：保活检查长期空闲对端，重传计时器恢复丢失数据，持续计时器在 rwnd=0 时防止窗口更新丢失造成永久等待。

5.4.4 完整状态机的特殊路径

常见题只画“客户端主动打开、主动关闭”的主路径，但完整 TCP 状态机还要容纳以下情况：

TIME-WAIT 由发送最终 ACK 的一方进入，通常是主动关闭方，但“客户端一定进入、服务器一定不进入”并非协议规则；任一端都可能主动关闭，双方同时关闭时状态路径也会不同。考试若只给普通主动/被动关闭，就按题设主路径计算。

5.5 TCP 可靠传输

5.5.1 序号、确认与缓存

• TCP 使用累计确认：ack=k 表示序号小于 $k$ 的字节已按序收到，下一步期待字节 $k$。
• 收到失序报文段时可缓存并重复确认当前缺口；具体缓存策略由实现决定，但确认号不会越过缺失字节。
• 校验和检测比特错误；超时重传和快速重传恢复丢失数据；接收端按序向应用交付并丢弃重复字节。
• TCP 的 ACK 语义与选择重传协议常用的“确认某一帧”不同：TCP 的 ack=k 确认的是连续字节前缀，不能据此断言序号大于等于 $k$ 的所有失序字节均未到达。

5.5.2 确认策略

• 立即确认：出现新的按序数据并需要及时推进窗口，或收到失序段需报告缺口时发送 ACK。
• 延迟确认：接收端可短暂等待，以减少纯 ACK；经典教材规则是延迟不超过 0.5 s，连续收到两个满长报文段时至少确认一次。
• 捎带确认：若反向恰有数据，可把 ACK 信息放进该数据段。若等待会触发对方不必要的超时，就应先发纯 ACK。
• ACK 丢失不一定导致数据重传：后续更大的累计确认可能覆盖它；只有在 RTO 到期或重复 ACK 触发快速重传时才恢复缺失数据。

5.5.3 RTT 估计与超时重传

TCP 用采样 RTT 平滑估计往返时间。常见形式为：

$$EstimatedRTT=(1-\alpha)EstimatedRTT+\alpha SampleRTT$$

$$DevRTT=(1-\beta)DevRTT+\beta\left|SampleRTT-EstimatedRTT\right|$$

$$RTO=EstimatedRTT+4DevRTT$$

典型取值为 $\alpha=1/8$、$\beta=1/4$。发生超时后 RTO 通常指数退避，避免拥塞时过于频繁重传。

Karn 算法思想：重传报文段得到 ACK 时无法判断 ACK 对应原报文还是重传报文，因此不使用该样本更新 RTT，并对超时值进行退避。

概念模型中，发送方为最早的未确认数据维护重传计时；收到推进 SND.UNA 的新 ACK 后更新确认状态，超时则重传缺失数据并增大 RTO。不能直接把某次 SampleRTT 当作 RTO，RTO 必须给 RTT 波动留出余量。

5.5.4 快速重传

接收端发现缺口后会对后续到达的失序段发送重复 ACK。发送端收到 3 个重复 ACK 时，不等待 RTO 到期便重传缺失段，称快速重传。

题目计数时要分清：触发快速重传的是原确认之后又收到 3 个相同 ACK，而不是把第一次正常 ACK 也算作 3 个重复确认之一。

5.6 TCP 流量控制

流量控制防止发送方速度超过接收应用取走数据的速度。接收端根据缓存剩余空间在 TCP 首部通告 rwnd，发送端确保未确认数据量不超过接收窗口。

• TCP 是全双工的，每一方向都有独立的发送缓存、接收缓存、序号空间和窗口；A 通告的 rwnd 限制 B 向 A 发送，而不是限制 A 自己发送。
• 接收窗口为 0 时发送端暂停发送新数据，并启动持续计时器；计时到期后发送零窗口探测段，接收端必须回复当前窗口，避免非零窗口更新报文丢失后双方永久等待。
• 接收端应避免频繁通告很小的窗口，发送端可用 Nagle 算法在存在未确认小段时合并后续小写入。这两类策略用于缓解糊涂窗口综合征；低时延应用或题设禁用 Nagle 时应以题设为准。
• 流量控制关注接收端缓存，拥塞控制关注网络承载能力；实际发送窗口同时取二者最小值。

flowchart LR
    A[发送缓存] -->|最多在途 min(rwnd,cwnd)| N[网络]
    N --> B[接收缓存]
    B -->|ACK + 当前 rwnd| A
    B --> P[接收应用读取]

5.7 TCP 拥塞控制

拥塞是网络中某些链路、交换节点的缓存或处理能力被持续超额请求，表现为排队时延增大、丢包和吞吐量下降。TCP 主要依据超时、重复 ACK 和 RTT 变化进行隐式反馈；若网络与端点支持 ECN，也可利用显式拥塞标记。拥塞控制是全局问题，不能只靠接收端 rwnd 解决。

5.7.1 cwnd 与 ssthresh

• 拥塞窗口 cwnd 由发送端维护，反映网络当前允许的未确认数据量，常以 MSS 为单位。
• 慢开始门限 ssthresh 决定使用指数增长还是线性增长。
• 若题目给出接收窗口，还需使用 $swnd=\min(rwnd,cwnd)$；不能只看 cwnd。
• 经典 408 模型常令初始 cwnd=1MSS；现实 TCP 的初始窗口可能更大，考试必须服从题设。
• 慢开始并不是“增长很慢”：每收到确认新数据的 ACK，cwnd 约增加 1 MSS，因此一轮 RTT 内全部正常确认时近似翻倍。
• 拥塞避免中每个 ACK 只增加约 $MSS^2/cwnd$ 字节，合计每 RTT 约增加 1 MSS。

5.7.2 四种算法

发生超时通常视为严重拥塞：

$$ssthresh=\max\left(\frac{FlightSize}{2},2MSS\right),\qquad cwnd=1MSS$$

发生3 个重复 ACK时，经典 Reno 通常执行：

$$ssthresh\approx\frac{FlightSize}{2},\qquad cwnd=ssthresh+3MSS$$

随后每来一个额外重复 ACK 可暂时增加 1 MSS；收到确认新数据的 ACK 后令 cwnd=ssthresh，进入拥塞避免。部分 408 题目使用简化规则“直接减半后线性增长”，应优先按题干给定规则计算。

Tahoe 与 Reno 边界：Tahoe 对超时和 3 个重复 ACK 都把 cwnd 降为 1 MSS 后慢开始；Reno 才在 3 个重复 ACK 时进入快速恢复。不同教材对 ssthresh 的取整、最小 2 MSS 和事件发生时点可能简化，题目若给出规则应按题设逐轮更新。

5.7.3 窗口演化题步骤

1. 明确 cwnd 的单位是 MSS 还是字节，并记录初始 ssthresh。
2. 每个 RTT 结束后根据当前阶段更新 cwnd；达到门限后从指数增长切换为线性增长。
3. 遇到超时：门限减半、cwnd 置 1；遇到 3 个重复 ACK：按题设执行快重传/快恢复。
4. 若给 rwnd，每轮实际发送段数为 $\min(cwnd,rwnd)$ 再扣除未确认数据。
5. 统计时间时区分建立连接 RTT、数据传输 RTT、报文发送时延和关闭连接时间。

5.8 常见计算关系

若发送窗口足够大、忽略确认发送时间，一轮最多发送 $W$ 个 MSS，则窗口覆盖数据量为：

$$Data=W\times MSS$$

链路带宽为 $R$、往返时延为 RTT 时，要使发送方持续发送而不因等待 ACK 停顿，窗口至少覆盖带宽时延积。下式要求 $R$ 使用 B/s；若题目给的是 bit/s，应先除以 8：

$$W_{byte}\gtrsim R\times RTT$$

理想情况下 TCP 吞吐上限还受链路带宽、接收窗口和拥塞窗口共同限制：

$$Throughput\le\min\left(R,\frac{rwnd}{RTT},\frac{cwnd}{RTT}\right)$$

时间题可沿时序线直接计数：一次 RTT 是“报文到达对端再由响应返回”的往返时间，单程传播通常为 $RTT/2$。主动关闭端发送最终 ACK 时才进入 TIME-WAIT，若题目问其进入 CLOSED 的最短时间，还要从该时刻再加 $2MSL$。第三次握手捎带数据、纯 ACK 与 FIN 合并都必须有题设允许，不能为了少算 RTT 擅自合并。

5.9 高频边界与易错点

• UDP/TCP 校验和覆盖伪首部、运输层首部和数据；IPv4 首部校验和只覆盖 IPv4 首部。
• TCP 首部本身没有源/目的 IP，伪首部中的地址来自 IP 层且只参与校验。
• rwnd 解决接收缓存压力，cwnd 解决网络拥塞；接收窗口很大不代表一定能高速发送。
• 累计 ACK 只越过连续无缺口的数据；收到失序段不应把确认号推进到缺口之后。
• 快速重传要求 3 个重复 ACK，不把缺口出现前的首次正常确认算入其中。
• MSS 是 TCP 数据载荷上限，不是整个 TCP 报文段长度，也不是 IP 数据报总长度。

5.10 题型索引

• 1 题型 - IP、UDP、TCP报文段：三类首部单位、因特网检验和、IPv4 分片、封装效率和伪首部。
• 2 题型 - 连接控制：握手/挥手、状态、seq/ack、慢开始、RTT/MSL 和窗口综合计算。

相关知识

• 科目导航：计算机网络导航
• 阅读顺序：上一篇：移动 IP · 下一篇：IP、UDP、TCP 报文段

5.11 本节复盘

• 运输层用端口把主机到主机通信扩展为进程到进程通信；TCP 连接由四元组区分。
• UDP 无连接、保留报文边界、首部 8 B；TCP 面向连接、提供可靠有序字节流。
• TCP 有数据且无 SYN 时，seq 指数据首字节；若带 SYN 则指 SYN 本身，同段数据从 seq+1 起。ack 指下一期待序号；SYN 和 FIN 各消耗 1 个序号，纯 ACK 不消耗序号。
• 三次握手同步双方序号，四次挥手分别关闭两个方向；主动关闭端等待 2MSL。
• TCP 依靠累计/延迟确认、RTO、快速重传和失序缓存实现可靠传输；实际发送窗口为 rwnd 与 cwnd 的较小者。
• 零窗口由持续计时器和窗口探测解除；流量控制保护接收缓存，拥塞控制保护网络资源。
• 慢开始按 RTT 近似指数增长，拥塞避免近似线性增长；超时回到 1 MSS，3 个重复 ACK 触发快速重传，Reno 随后快速恢复。