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上海交通大学硕士学位论文 a dh o c 网络的传输服务 摘要 a dh o c 网络是一种有特殊用途的对等式网络，具有无中心、自组织、可快 速展丌、i j 移动等特点，这些特点使得它在战场、救灾等特殊场合的应用日渐受 到人们的重视。a dh o c 网络使用无线通信技术，具有无线通信系统信道质量低、 带宽有限、节点通信距离有限等特点。这些特点使碍将现有的t c p 直接用于a dh o c 网络时，会产生吞吐量的显著下降。信道质量低导致分组可能因损坏而被丢弃； 移动性导致路由经常失效；使用多径路由会产牛大量的重复a c k 。这些情况都会 被t c p 认为是发生了拥塞，从而不正确的引发了拥塞控制。 现有的t c p 的拥塞避免算法假定由丁分组受到损坏引起的丢失是非常少的 ( 远小于1 ) ，因此分组丢失就意味着在源丰机和目的主机之间的某处刚络上 发生了拥塞。而实际上我们必须依靠基于反馈的机制将损耗信道、路由失效和多 径路由与拥塞区别开来。对此，本文提出了一种新的基于反馈和多径路由的t c p 方案：姒一j 1 c p ( m u l t i p a t ha dh o ct c p ) 。 本文的主要贡献如下： 讨论了a dh o c 网络的t c p 性能问题，并分析了个中原因； 研究各种对a dh o c 网络上1 、c p 传输服务的改进建议，并加以比较分析； 提出了基于多径路由的7 f c p 方案m a t c p 。提出了m a t c p 的状态迁移图，讨 论了m a t c p 的实现细节； 以薪的方式使用e c n ( 显式拥塞通知) ，并研究了另外两种反馈通知l f n ( 链 路失败通知) 和l r n ( 链路重建通知) 。以这三种反馈信息为基础，实现m a 一f c p 各状态之间的转换： 改进了s a c k 选项，并运用到m a t c p 方案中； 进行m a t c p 的仿真实验，比较的分析了a t c p 的性能。 关键词：a dh o c 网络，t c p ，多径路由，e c n ，s a c k 上拇交通大学碳上学位论文 t r a n s l m i s s l o ns e r v i c e si nw i r e l e s sa dh 0 0n e t w o r k s a b s t r a c t a dh o cn e t w o r k sa r em u t ih o pw i r e l e s sn e t w o r k sc o n s s t i n go fa ( 1 a r g e ) n u m b e ro ft a d i 0 一e q u i p p e dn o d e st h a tm a yb ea ss i m p l ea sa u t o n o m o u s ( m o b i l e o rs t a r i o n a r y ) s e r t s o r st ol a p t o p sm o u n t e do nv e h i d e so rc a r r i e db yp e o p l e t h e s et y p e so ff i et w o r k sa r eu s e f u li na n ys it u a t i o nw h e r et e m p o r a r y n e t w o r kc o n n e c t i v i t y 】sn e e d e d 、s u c ha sjnd i s a s t e rt e l i e f 。o ri nt h eb a t t l e “e l d j o w e v e r ，t r a n s p o r tc o n n e c t i o n ss e tu pi nw i r e l e s sa dh o en e t w o r k s a y ep l a g u e db yp r o b l e m ss u c ha sh i g hb i te r i 4 0 rr a t e s ( b e r ) ，f r e q u e n tr o u t e c h a n g e sa n dp a r t i t i o i l s i fw e r u nt c po v e rs u c hc o n n e c t jo n s t h e t h r o u g h p u to ft h ec o n n e c t i o ni so b s e r v e dt ob ee x t r e m e yp o o rb e c a u s et c p t r e a t sl o s to rd e l a y e da c k sa sc o n g e s t i o n i nt msp a p e r ，w et u r no u ra t t e n t i o nt ot h et r a n s p o r tl a y e ra n dp r e s e n t as 0 1 u t i o nt h a te n a b l e st c pt of u n c t i o ne f f i c l e n t l yi nt h e o s s ya n d p a r tjt jo np r o n ea dh o cn e t w o r k jn ge n v i r o n m e n t ，w ep r e s e n ta nn e wt c p s c h e m eb a s e do nm u l ti p a t hr o u t i n ga n df e e d b a c k ，c a l l e dm a t c p ( m u l t i p a t h a dh o ct c p ) m a j o rc o n t r i b u tj o no ft h et h e s isin c l u d e s ： d is c u s sw h a tt h ep r o b le m so ft c pi na dh o cn e t w o r k sa r ea n dw h y ； s t u d ya n dc o m p a r es e v e r a lp r o p o s e dt c ps c h e m e sf o rw i r e l e s sa dh o c n e t w o r k s ： p r o p o s ea nn e wt c ps c h e m e ：m a t c p ，i n c l u d i n gi t ss t a t et r a n s i t i o n d i a g r a ma n di m d l e m e n t a t i o nd e t a i l s ： i i 圭塑至望查兰型二! 堂堡丝壅 一 i n t r o d u c en e wm e t h o d st ou t j 】i z ee c n ： d i s c u s st h ei m p l e m e n t a t i o n0 rl f n ( l i n kf a i l u r en o l j f i c a t i o n ) a n dl r n ( l i n kr e e s t a b l i s h m e n tn o t i f j c a t i o n ) ，a n du t i l i z et h e mi n t h em a t c p s c h e m e ，t o g e t h e rw i t he c n ： p r c p o s ei m p r o v e m e n to ns a c k ，a n du t i l i z et h ei m p r o v e ds a c ki nm a t c p s c h e m e s 1 叭h a t em at c po nn s 2p l a t f o r m ，a n dd i s g u s si t sp e r f o r m a n c e a d v a n t a g e s k e y w o r d s ：a dh o cn e t w o r k s ，t c p ，m u l t i p a t hr o u t i n g ，e c n ，s a c k r 海交通大学倾士学位论文 符号说明 a 缩略语 a c k ：确认( a c k n o w le d g e r n e r l ) a r ? ：地址解析协议( a d d r e s sl e s o l u t i or lpr o l o c 0 1 ) a t c i ：a dh o c 网络传输控制协议( a dh o ct c p ) a w s i d ：通告窗口( a d v e r t i s e dw ir l d o w ) 1 3 s i ) ：伯克利软件发行版( b e r k e l e ys o f t w a r ed i s t r i b u t i o t l ) c e ：经历拥塞( 码字) ( c o n g e s t i o ne x p e r i e n c e d ) c w n d ：搠塞窗口( c o n g e s t i o nw i n d o w ) c w r ：拥塞窗口已减小( 标志位) ( c o n g e s t i o nw i n c l o wr e d u c e d ) d - s a c k ：重复的s a c k ( d u p l i c a t es a c k ) d s r ：动态源路由协议( d y n a m i cs o u r c ei o u l _ i n g ) e c e ：e c n 回响( 标志位) ( f , c n e c h o ) e c n ：显式拥塞通知( e x p l i c i tc 0 1 t g e s l ，j o r ? n o l 1 jc a t i o n ) e c 1 ：支持e c n 的传输( e c n c a p a b l et r a n s p o r t ) e l f n ：显式的链路失败通知( e x p 3i c it i i n kf a 】il t en o t i f i c a l 。i o n ) i c m p ：i n t e r n e t 控制报文协议( i t l t e r n e tc o n t r o lm e s s a g ep r o t o c 0 1 ) i e t f ：互联网工程任务小组( i n t e r n e te n g i n e e r i n gt a s kf o r c e ) i p ：互联网协议( i n t e r n e tp r o t o c 0 1 ) i s n ：初始序列号( t n i t i a ls e r i a ln u m b e r ) l f n ：链路失败通知( l i n kf a i l u r en o t i f i c a t i o n ) l r n ：链路重建通知( l i n kr e e s t a b l i s h m e n tn o t i f i c a t i o n ) m a s a c k ：基于多径路由的a dh o c 网络选择性确认( m u l t i p a t ha dh o cs a c k ) m at c p ：基于多径路由的a c th o c 网络传输控制协议( m u l t i p a t ha dh o ct c p ) m a n e i ：移动a dh o c 网络小组( m o b i l ea dh o cn e t w o r k ) m s r ：多径源路由协议( m u 】t j p a t hs o u r c er o u t i n g ) n s ：网络仿真器( n e t w o r ks i m u t a t o r ) q o s ：服务质量( q u a l i t yo fs e r v i c e ) r e d ：随机早期检测( r a n d o me a r lyd e t e c t i o n ) r t o ：重传超时( t e t r a n s m ls s i o nt i m eo u t ) r t t ：往返时间( r o u n d t r i pt i m e ) s a c k ：选择性确认( s e e c “v ea c k n o w l e d g e m e n t ) t c p ：传输控制协议( t r a n s m js sj0 l qc o n t r o lp r o t o c o t ) t c p f ：基于反馈的t c p ( f e e d b a c k b a s e dt c p ) b 部分定义 基于多径路南的a dh o e 删络t c p ( m a t c p ) ：种新的基于多径路由和 反馈的t c p 方案。使用网络层反馈实现多个状态之间的迁移。 报文段( s e g m e n t ) 、分组( p a c k ec ) 、数据报( d a t a g r a m ) ：报文段是t c p 传给i p 的协议数据单元。本文不考虑i p 分片的情况，所以分组和数据 报也指的是报文段。这二二个概念的含义相同。 发送端( s e n d e r ) 、接收端( r e c e i v e r ) ：指的是t ( ：p 路径两端发送数据 的一端和接收数据的一端。发送方、接收方和源端fs o u r c e ) 、目的端 ( d e s t i n a t j0 i g ) 也是指相同的概念。 慢肩动( s l o ws t a r t ) 、拥塞避免( c o n g e s t ：jo na v o jd d n e e ) 、快速重传 ( f a s tr e t r a n s m i t ) 、快速恢复( f a s tr e c o v e r y ) ：这是四种t c p 的流 量控制算法，详见第二章。 重传定时器( r e t r a n s m i s s i o nt i m e r ) ：发送方为某一个被发送的分组设 置的定时器。当该定时器过期时，如果发送方还是没有接到该报文段的 确认，将重传该报文段。 显式通知( e x p l i c i tn o t i f i c a t i o n ) ：指的是明确通知t c p 端节点关于 对方节点或者网络状态信息的报文。 指数退避( e x p o n e n t i a lb a c k o f r ) ：当发送端发送分组超时时，会把重 传定时器的值加倍直至到达。个上限值为止，这一过程称作“指数退避”。 上海交通大学硕士学位论文 上海交通大学 学位论文原创性声明 本人郑重声明：所呈交的学位论文，是本人在导师的指导下， 独立进行研究工作所取得的成果。除文中已经注明引用的内容外，本 论文不包含任何其他个人或集体已经发表或撰写过的作品成果。对本 文的研究做出重要贡献的个人和集体，均已在文中以明确方式标明。 本人完全意识到本声明的法律结果由本人承担。 ，l 学位论文作者签名：匆j 日期：2 。；年，月f 目 上海交通大学硕士学位论文 上海交通大学 学位论文版权使用授权书 本学位论文作者完全了解学校有关保留、使用学位论文的规定， 同意学校保留并向国家有关部门或机构送交论文的复印件和电子版， 允许论文被查阅和借阅。本人授权上海交通大学可以将本学位沧文的 全部或部分内容编入有关数据库进行检索，可以采用影印、缩印或扫 描等复制手段保存和汇编本学位论文。 保密d ，在立年解密后适用本授权书。 木学位论文属于 不保密口。 ( 请在以上方框内打“”) 学位论文作者签名：壶1 啦 指导教师签名： 日期：2 。弓年f 2 1 “e t日期：年月 e t 上海交通大学学位论文答辩决议书 所在学科 中请者刘臻通信与信息系统 ( 专业) 沧文题i da dh o c 删络的传输服务 铃辩日划 2 0 0 3 1 1 7 地点 上海交通大学现代通信研究所岬盾似 答辩委员会成员 姓名单位职称签名 ，诤 俩应上迭受遍太蕈觳罐 耘旋鸽上逾翅仃毅搐荡旋饱 杠薪华上海妯# 孓数冶化如铭 、 ”季至红“虏 一t 乙上治铀六薯函嗽 陆，仫耸l 悔专j 自丈菰杉卯戤五耳 、 魏拦瓣徽轳 糠黧篡掣4 戮嚷蒎翟鼢篙鬣麓灞篇锄锻攒 鸽程渤蟹南一鳓秘圭如吝不甥钌一登驹烈肖d 山阐獬弦p 噬够懈躐厶叶争 西妇访娩，嫩：走，1 钆f 现嫩罐躞碍，井逆汉授1 卅t 牛逗嚣纠主：矿灯p 性。 ) 一) 年 j 月，7日 海变通大学坝1 学位论文 1 1 标准的t c p 实现 第一章绪论 现有的互联网中，我们使用t c 叫提供一种面向连接的、i , j 靠的字节流服务。 面向连接意味着两个使用t c p 的应用( 通常足一个客户和一个服务器) 在彼此交 换数据之前必须先建立一个t c p 连接。 t c p 通过如下方式实现可靠性： t c p 把应用数据分割为认为最适合发送的数据块，称为报文段或段 ( s e g m e n t ) 。 当1 c p 发出一个段后，它启动个定时器，等待目的端确认收到这个报 文段。如果不能及时收到一个确认，将重发这个报文段。 当t c pl h 到发自t c p 连接另一端的数据，它将发送一个确认。 t c p j q - 保持它首部和数据的检验和。如果收到段的检验和有差错，t c p 将 丢弃这个报文段和不确认收到此报文段( 希望发端超时并重发) 。 j l c p t k 文段的到达可能会失序。如果必要，t c p 将对收到的数据进行重新 排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。 t c p 还能提供流量控制。发送端保留两个窗l 1 ：一个是通告窗f 1 ( a d v e r t is e d w i i l d 。w ，a w n d ) ，这是接收端告诉发送端自己的缓冲区队列大小；另一个是捌塞 窗e ( c o n g e s t jo nw i n d o w ，c w n d ) 。发送端取这两个窗口的最小值作为自己能 够一次发送数据量的卜限。通告窗口是接收端使用的流量控制，捌塞窗f1 是发送 端使用的流量控制。当遇到拥塞时，发送端会减小自己的拥塞窗口，从而实现自 己的拥塞控制。 t c p 是在b e r k e l e y 的b s d 系统上酋先实现的。随着时削的发展，7 i c p 自q 实现出 现了越米越多的版本口l 。总的说束，有这么几个主要的版本：t a h o et c p 指的是 1 9 8 8 年在4 3b s dt a h o et c p 中首次实现的t c p 版本；r e n ot c p 贝i j 是1 9 9 0 年在4 3 b s dr c n ot c p 中茸次实现的：n e w - r e n ot c p 9 i j 是r e n ot c p 的变种，出现在1 9 9 5 年；v e g a s t c p l 3 1 也足首见_ = 一19 9 5 年。在本文中，我们所说的“标准”t c p 主要是 指r e n o t c p ，该版本保留t t a h o e t c p f l j 慢启动、拥塞避免和快速重传算法，同 列还实现了快速恢复算法，捌有目j f i n t e r n e t 上绝大多数t c p 实现的主要特征。 1 2r e n ot c p 的改进方法 为了解决t c p r e n o 的种种不足，研究者从个个方面对其进行改进。本文主要 使用其中的两种：s a c k 4 1 1 5 1 币u e c n “。标准t c p 使用累积a c k 对收到的报文段进 行确队，电就是说，接收端收到若干个报文段时对它们进行一起确认。使用这种 方法，发送端只有经过一个往返时问才能知道自己丢失了一个报文段。如果在一 个数掘窗口内丢失了多个报文段，那么t c pr e n o 是无法很快知道自己到底丢失 了哪几个报文段的。这样，要么发送端得等上多个往返时间才能重传这些报文段， 要么就得盲目的进行重传，这样或者导致时间的损失( 从而也就影响了吞吐量) ， 或者增加了网络的负荷( 因为很有可能重传r 已经被接收端正确接收的报文段) 。 由接收端发送的s a c k ( s e l e c t i v e a c k n o w l e d g e m e n t s ) 选项是解决这一问题的有 效方法。它利用t c p 选项的4 0 个字节，向发送端报告接收端已经收到的不连续的 数据块。这样，发送端就可以比较好的重建接收端的缓存序列，选择该重传哪些 报文段。s a c k 对于象无线通信这样的损耗信道尤其有用，因为在这些情况下， 分组经常因为损坏而被丢失。 t c p r e n o 使用超时和重复确认的机制来通知发生了分组丢失，这是种“隐 式”通知的方法。采用这种方法，t c p 发送端只能通过猜测来判断网络中发生了 拥塞，而无法即u , l i d 得知网络的捌寨情况，或者把拥塞与其他原凶造成的分组丢 失区分丌来( 比如无线信道e 分组的损坏，选路失败等) 。e c n ( e x p l i c i t c o n g e s t i o n n o t i f i c a t i o n ) 则是一种显式通知，可以帮助t c p 更快的了解网络中实际发生的情 况。我们知道，较早的路由器使用一种丢尾( d r o p t a i l ) 策略，当缓冲区溢出时， 直接丢弃某些分纰，t c p 发送端经过超时或收到重复确认，就可以判定l | ( 1 4 络发生 了拥塞。而较新的主动队列管理路由器会设聋一个门限值，该值小于缓冲区队列 的实际容量。当接收队列的平均长度超过门限值时，路由器就会按照概率来有意 识的丢弃一部分分组。基于这种路山器，我们可以实现e c n 。当路由器遇到可能 的拥塞叫( 队列长度超出门限值) ，就在未被丢弃的分组i p 酋部标志c e 码字。接 收端l i 复至l c e 码宁日_ _ f ，立刻在响应发送端的a c k 报文段的t c p 首部设置e c e 比特。 这样发送端就叮以知道网络罩发生了拥塞，执行拥塞避免。与原来裥比，t c p 发 送端不必等待超时或重复a c k ，而只需等待较短的时间( 最多个往返时间) 和 较少晌a c k ( 如果a c k 不丢失，那么只要等一个就可以了) 就可以知道拥塞的 发生，提高了效率。 13a dh o c 网络的t o p 性能问题 a dh o c 网络”1 的概念出现于2 0 世纪7 0 年代，近年来由于便携式设备( 血i p d a 、 手机和笔记本电脑等) 在移动性、储存能力、无线通信能力等方面的迅速发展， 使得不需要固定基站支持的a dh o c 网得到了。一泛应用。k dh o c 剐可以在不能利用 或不便利用现有网络基础设施的情况下提供种通信支撑环境，因此对于军用网 有着特殊意义。另外它可用于偏远地区的援救系统，或者是需要很快扩展网络覆 盖范围的情况，比如大型建筑工地。在大型会议巾j 会者也可利用笔记本电脑或 掌上电脑在a dh o c 网络环境下互相传递信息。 从以上应用环境可看出a dh o c 网是一种无基站支持的多跳无线网络。它具有 高度动态变化的拓扑结构并且网络中各节点可任意移动，各移动终端利用无线技 术传送数据包。由于无线传输覆盖范围的限制，刚络中任意两节点问c j 。能不存存 直接的通信链路，因此分组需要网络中间节点的中转列能实现通信，这使网络中 各节点具有有别于常规网络的重要特点，即在a dh o c 网中，每个用户终端( 每个 节点) 兼备路由器和主机两种功能。 a dh o c 网络的这些特点使得将标准t c p 直接运用到a dh o c 网上时会出现严重的 性能下降1 。首先，a dh o c 网络是一种无线网络，它所使用的无线信道洪码率高、 带宽小，这会导致分组经常因为发生错误而被节点丢弃；其次，a dh o c 网络每个 节点都是移动的，所以它的网络拓扑结构经常变化，经常造成路由的失效。对于 2 。海交通大学坝l 学位论文 分簇的a dh o c 1 ( _ 9 络而言，网络中发生的重新分簇也可能使得两个主机的连接被断 几再次，s dh o c 网络还经常发生分组的重新排序，从而产生大量的重复确认。 对于以上这三利i 情况，t c p i i j 会错误的当作分组丢失处理，启动拥寨控制，从而 降低了吞吐量( 拥塞控制要减小拥塞窗口的值) 或者加重了网络的负载( 遇到重 复的a c k 会不必要的重传分组，或者路径断开时仍然发送报文段) 。这样的结果 就是标准t c p e 、j 性能在移动性较高的网络中会出现严重的下降，降低了信道的利 用率。 1 4m a - t o p 我们认为，之所以会出现上述的情况，是因为t c pr e n o 是针对稳定可靠的有 线网络设计的。在这种网络中，误码率极低，路径非常稳定，因此一旦发生了分 组的丢失，就可以认定是发生了拥塞。而对了。移动a dh o c 网络而言，情况要复杂 的多，这时原有的判断就不再可靠，从而造成了上一节我们描述的问题。 解决这些问题的关键就在于能够正确了解分组丢失时网络中的状况：是发生 了拥塞还是遇到i r 损耗信道、路由断开、网络分簇以及重新排序。然后再针对不 同的情况，做出相应的决定。使用基r 反馈的通知是帮助我们了解网络状态的好 方法。如果收到f c n 通知，我们把可以知道网络f 在拥塞，从而引发拥塞控制。 如果某条链路断开时，该链路的上游节点能够通h t c p 发送端路由已经失效，那 么我们就可以把路由失效以及网络分簇这两种情况与拥塞区别丌米，此时t ( ：p 发 送端| = i 以停止发送新的分组直至找到新的路径为止。如果能够使用s a c k ，我们就 可以知i 道到底哪些报文段没有被收到，然后有选择向重传。这些都可以帮助我们 大大提升移动a dh o c 网络的t c p 吞吐量。 现有的传输层改进方案大多是基于上述的反馈机制的。但是它们大多只考虑 了路由失效这一情况，不够全面；或者考虑较为全面但是方法仍有改进的余地。 并且，它们都没有考虑到网络中使用多径路由、负载平衡时，传输协议的设计问 题。因此本文提出r 一种新的t c p 改进方案m at c p ( m u l t i p a t ha dh o ct c p ) 。 在a t c p 中一共有五个状态：f 常状态、拥塞状态、损耗状态、重新计算路由和 网络分簇。我们除了使用传统的超时以及重复a c k 信息之外，还使用了】j f n ( 】i n k f a i l ”en o t if i c a t i o n ) 、l r n ( l j n kr e e s t a b l i s hk o t i f i c a t i o n ) 、e c n 年口m as a c k 通知。利用这些信息，t c p 发送端可以在各个状态之间实现转化，并采取相应的 行为，从而明显的提升了a dh o c 网络的t c p 性能。 1 5 主要的研究和方法 本文分析了现有网络，研究了标准t c p 和a dh o c 网络的一些一般性问题， 并提出了一种新的t c p 方案m at c p ：基于多径路由的a dh o c 网络传输控制 协议。本文主要的工作包括： 1 ) 分析了现有的t c p 实现，词论了其中的不足； 2 ) 讨沦了a dh o c 网络的t c p 性能问题，并分析了其中原因； 3 ) 分析已有的a dh o c 网络的t c p 方案，比较其中的异同和不足： 4 ) 提出了m at c p 方案，给出在多径路由情况f ，m a t c p 的状态辽移图、 如何在1 i 同的情况下史现相互转换以及每种状态下t c p 发送端应有的 正确行为； 5 ) 提出了对e c n 的新的使用力法，并应用于m a t c p 体系： 6 ) 提m 了对s a c k 的改进( m as a c k ) ，并把它应用到m at c p 中； 7 ) 对m at c p 和t c pr e n o 进行仿真，比较分析了m a t c p 相对于标准t c p 的优点所在。 1 6 论文安排 全文分六章，第章是绪沦；第二章介绍现有的t c p 实现的各个版本、主 要特点和s a c k 选项。各个版本包括t a h o e 、r o n o 和n e wr e n o ，主要特点有r 1 i t 计算、慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复算法；第三章介绍了i c m p 报文 和e c n ，尤其是i c m p “目的不可达”报文；第四章介绍了a dh o c 网络的特点、 体系结构和路由算法，尤其是m s r ( m u l t i p a t hs o u r c er o u t i n g ) 多径源路由算 法；第i 章研究了现有的各种解决方案，然后提出了m a t c p 的结构与细节以及 姒s a c k ，并在通过仿真上研究了m at c p 的性能：第六章是总结和展望。 1 7 本章小结 本章简要的介绍标准的t c p 实现以及改进方法，然后介绍了a dh o cl 删的 特点以及其中的t c p 性能问题，提出了m at c p 的主要思想和研究方法，最后 给出了，论文安排。 卜海交通大学顺l 学位论义 第二章t o p ：传输控制协议 2 1t o p 概述 2 t o p 的服务 t c p 。提供一种面向连接的、可靠的字节流服务。面向连接意味着两个使用t c p 的应用( 通常是个客户剩 个服务嚣) 在彼此交换数掘之翦必须先建立一个t c p 连接。这一过程与打电话很相似，先拨号振铃，等待对方摘机说“喂”，然后才 说明是谁。 在一个1 c p 连接中，仅有两方进行彼此通信，冈此，1 播和多播不能用于t c p 。 t c p 通过下列方式来提供可靠性： 应用数据被分割成t c p 认为最适合发送的数据块。山7 f c p 传递给l p 的信息 单位称为报文段或段( s e g m e n t ) 。 当，i c p 发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文 段。如果不能及时收到一个确认，将重发这个报文段。 当，收到发自。r c p 连接另一端的数据，它将发送一个确认。这个确认不 是立即发送，通常将推迟几分之秒。 f i c p 将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检 测数据在传输过稃中的彳千佃变化。如果收到段的检验和有差错，t c p j , - 丢 弃这个报文段和不确认收到此报文段( 希望发端超时并重发) 。 既然i c p 报文段作为i p 数据报来传输，而i p 数据报的剑达可能会失序，因 此。l 、c 时髓文段的到达也可能会失序。如果必要，r c p 将对收到的数据进行 更新排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。 既然t p 数据报会发生重复，t c p i 9 接收端必须丢弃重复的数掘。 t c p 还能提供流量控制。t c p 连接的每方都有固定大小的缓冲空间。t c p 的接收端只允许另一端发送接收端缓冲区所能接纳的数据。这将防止较 快主机致使较慢主机的缓冲区溢出。 两个应用程序通过t c p 连接交换8b i t 字节构成的字节流。t c p 不在字节流中 插入汜录标识符。我们将这称为字节流服务( b y t es t r e s r f ls o i w i c o ) 。，如果一 方的应用程序先传】( ) 字节，又传2 0 字节，再传5 0 字节，连接的另一方将无法了解 发方每次发送了多少字节。收方可以分4 次接收这8 0 令字节，每次接收2 0 字节。 一端将字节流放至i t c p 连接上，同样的字节流将出现在t c p 连接的另一端。 另外，7 l 、c p 对字节流的内容不作任伺解释。t c p 不知道传输的数据字节浼是二 进制数掘，还是a s c i i 字符、e b c d i c 字符或者其他类型数据。对字节流的解释由 7 c p 连接双方的庶用层解释。这种列字节流的处理方式与u n i x 操作系统划文件的 处理方式很相似。u n i x 的内核对一个应用读或写的内容不作任何解释，而是交给 应用程序处理。划u n i x 的内核来说，它无法区分一个二进制文件与个文本文件。 2 ，1 ，2t c p 的首部 t c p 数据被封装在一个i p 数据擐中，如图2 一l 所示。 海交通人学碗f 学位论文 i _ 一“，。e r 媚m ，一 卜一。! ；t ) g l i ( ! l l l 一 因2 1t c p 数据在i p 数据报中的封装 f i g m r c2 - 1e n c a p s u l a t i o no f t c pd a t ai na f ti pd a t a g r a m 图2 2 显不t c p 首部的数据格式。如果不计任选字段，它通常是2 0 个字节。 1 6 一b - ts o u ：一c cp o r tn u n bl j 3 1j 6 一b t , j e s t l _ a t i o n1 ) o z tn u a b c ：。 ：；0 - b ：te ”o i l ( x n c oi l o i i i9 , l ! f 0 2 一h 二1 ，k ? k a * ：pr 】m 【，nti h 】b i _ 】j 。 ；h i l l ：, m i e l r e 、! p tr e d k【 t 】6 一 tw n d n fs ? z ( 、 1 “【“ ( t 洳1 1s j ( 一 i i j j 8 - u h i ：t c f o i - m c k sl j lj a b it u ：。g ( 、1 j tp 3n t ( ! t 7f 功t jc ) n s ( 1 f j ”y ) 7 1 a la ( 3fh n ，) z 图2 - 2t c p 包首邙” f i g 2 r c2 - 2t c ph e a d e r 每个t c p 段都包禽源端和日的端的端口号，用于寻找发端和收端应用进程。 这两个值加上i p 首部中的源端i p 地址和日的端l p 地址唯一确定一个t c p 连接。 有时，一个i p 地址和一个端口号也称为一个套接字( s o c k e t ) 。这个术语出 现在最早的t c p 规范( r f c7 9 3 ) 中，后来它也作为表示伯克利版的编程接口。套 接字对( s o c k e lp a i r ) ( 包含客户l p 地址、客户端口号、服务器i p 地址和服务器 端n 号的四元组) 可唯确定互联网络中每个t c p 连接的双方。 序号用来标识从t c p 发端晦 t c p 收端发送的数据字节流，它表示在这个报文段 中的的第一个数据字节。如果将字节流看作在两个应用程序f 司的单向流动，j j t c p 用序号对每个字节进行计数。序号是3 2b jt 的无符号数，序弓到达2 “一l 后义从0 丌始。 当建立一个新的连接时，s y n 标志变l 。序号字段包含由这个主机选择的该连 接的初始序号i s n ( i nj t i a ls e q u e n c en u m b e r ) 。该主机要发送数据的第一个字 节序号为这个i s n 加【，因为s y n 标志消耗了个序号。 上海交通大学坝士学位论文 既然每个传输的字节都被汁数，确认序号包含发送确认的一端所期望收到的 下一个序号。凶此，确认序号应当是上次已成功收到数据字节序号加l 。只有a c k 标志为l 时确认序号字段才有效。 发送a c k 无需任何代价，冈为3 2b i t 的确认序号字段和a c k 标志一样，总是t c p 首部的一部分。因此，我们看到一旦一个连接建立起来，这个字段总是被漫置， a c l ( 标志也总是被设置为1 。 t c p 为应用层提供全双工服务。这意味数据能在两个方向上独立地进行传输。 因此，连接的每一端必须保持每个方向上的传输数据序号。t c p 可以表述为一个 没有选择确认或否认的滑动窗h 协议。我们说t c p 缺少选择确认是医为t c p 首部中 的确认序号表示发方已成功收到字节，但还不包含确认序号所指的字节。当前还 无法在确认序号字段中对数据流中选定的部分进行确认。例如，如果1 10 2 4 字 节已经成功收到，下一报文段中包含序号从2 0 4 9 3 0 7 2 的字节，收端并不能确认 这个新的报文段。它所能做的就是发回一个确认序号为1 0 2 5 的a c k 。它也无法剥 一个报文段进行否认。例如，如果收到包含1 0 2 52 0 4 8 字节的报文段，但它的榆 验和错，t c p 接收端所能做的就是发回一个确认序号为1 0 2 5 自g a c k 。 苗喑b 长度给出茜部叶3 2b 1t 字的数目。需要这个值是因为任选宁段的长度是 可变的。这个字段占4b i t ，因此t c p 最多有6 0 字节的首部。然而，没有任选字段， 正常的长度是2 0 字节。在t c p 首部中有6 个标志比特。它们中的多个可同时被设置 为l 。 u r ( ；紧急指针( u r g e n tp o i n t e r ) 有效。 a c k 确认序号有效。 p s h 接收方应该尽快将这个报文段交给应用层。 r s t 重建连接。 s y n 同步序号用来发起个连接。 f i n 发端完成发送任务。 t c p 的流量控制由连接的每一端通过声明的窗口大小来提供。窗u 人小为字 节数，起始于确认序号字段指明的值，这个值是接收端正期望接收的字节。窗口 大小是个1 6b i t 字段，因而窗l 】大小最大为6 5 5 3 5 字节。 检验和覆盖厂攀个的，i c p 报文段：t c p 首部和t c p 数据。这是一个强制性的字 段，一定是由发端计算和存储，并巾收端进行验证。 只有当u r g 标志置1 时紧急指针才有效。紧急指针是一个正的偏移量，和序号 字段中的值相加表示紧急数据最后一个宁节的序号。t c p 的紧急方式是发送端向 另一端发送紧急数据的一种方式。 最常见的可选字段是最长报文大小，又称为m s s ( m a x i m u ms e g m e n ts l z e ) 。 每个连接方通常都在通信的第一个报文段( 为建立连接而设置s y k 标志的那个段) 中指明这个选项。它指明本端所能接收的最大长度的报文段。 从图2 2 中我们注意至i t c p 报文段中的数据部分是可选的。在一个连接建立和 一个连接终【f ：时，双方交换的报文段仅有t c p 首部。如果一方没有数据要发送， 也使用没有任何数据的首部来确认收到的数据。在处理超时的许多情况中，也会 发送不带仟何数据的报文段。 213t c p 选项 t c p 首部可以包含选项部分( 图23 ) 。仅在最初的t c p 规范巾定义的选项是 选项表结束、无操作和最大报文段长度。在我们的例子中，几乎每个s y n 报文段 中我们部遇到过m s s 选项。 r f c1 3 2 3 定义了一些别的t c p 选项。图2 3 显示了当前t c p 选项的格式，这些 选项的定义出自于r f c7 9 3 f r j r f c1 3 2 3 。 每个选项的开始是1 字节k i n d 字段，说明选项的类型。k i n d 字段为o 和l 的选 项仅占1 个字节。其他的选项在k i n d 字节后还有1c n 字节。它说明的跃度是指总长 度，包括k d 宁节和l e n 字节。 设置无操作选项的原因在于允许发方填充字段为4 字节的倍数。如果我们使 用4 ，4b s d 系统进 j 初始化t c p 连接，在初始的s y n 上显示下面f c p 选项： m s s 选项设置为5 2 ，后面是n o p ，接管是窗口扩大选项。第一个n ( ) p 用来将窗口扩 大选项填充为4 字节的边界。同样，1 ( ) 字节的时间戳选项放在两个n o p 后，占1 2 字节，例时使两个4 字节的时问戳满足4 字节边界。 选顼表结束 无操作 最大报文段长度 窗口扩：走园子 匪四 i 字节 匪习 i 字节 k i n d = 2l e i - i = 4 最大提文 鼹长度 1 字节1 字节l 字节 时闻戳： 亘至垂二 二三亘互 二二二 五耍亘亘二二二工至垂垂垂垂圆 l 享节i 字节4 字节 4 字节 图2 - 5t c p 选项【1 1 f 1 印1 c23 t c po p t i o n s 2 2t o p 连接的建立与终止 2 21t o p 自9 状态变迁图 有关发起和终止t c p 连接的规则都能从图2 4 所示的状态变迁图中得出。 在这个图中要注意的第一点是一个状态变迁的子集是“典型的”。我们用粗 的实线箭头表示正常的客户端状态变迁，用粗的虚线箭头表示正常的服务器状态 变迁。 第一二点是两个导致进入e s t a b i 。1s h e d 状态的变迁对应打开一个连接，而两个 导致从e s7 f a b l i s h e d 状态离开的变迁刺应关闭一个连接。e s7 i a b l i s h e d 状态足连接 双方能够进行双向数据传递的状态。 将图中左下角4 个状态放在一个虚线框内，并标为“主动关闭”。其他两个 状态( c l o s ew a $ 1 1 l a s t a