（通信与信息系统专业论文）高速链路动态tcp拥塞控制研究及仿真.pdf

y5 8 6 3 8 8 北京交通大学硕士学位论文 摘 要 光通信获得了飞速的发展，数字光通信系统越来越受到人们 的重视。同时，光纤的传输速度不断提高，光通信的带宽基本在 2 . 5 - i o g b p s ， 甚至达到了t的 数量级， 若在此带宽下仅有一个或 几个t c p连接，那么t c p连接探测到整个链路的带宽往往需要 几个小时， 在t c p占 满整个带宽之前的几个小时内， 链路利用率 极低。此外，数字光通信系统存在着误比 特率，此误比 特率可能 会与带宽占满时要求的分组丢弃率接近， 这与t c p 拥塞控制机制 的前提( 假设分组的丢弃几乎都是由于网络的拥塞造成的) 不符， 这种由于误码而不是由于拥塞造成的分组丢弃又会进一步降低 t c p 的发送速率从而减缓t c p 连接探测到满带宽的速度， 进一步 降低链路的利用率。 因此， 标准的t c p 拥塞控制用于高速链路存 在着链路利用率低的问题。 因而， 我们提出了 运用于高速 链路 酌动态t c p 拥塞控制调 整 策略，它既可以解决上述的问题，同时，又可以为不同服务级别 的应用提供有区别的服务质量。 它的基本思想是用 m 个虚拟的 t c p 链接代替一个标准的t c p 链接，同时， 此m值是随着网络 带宽的占用情况自 动调整的。本论文的研究是国家自 然科学基金 项目“ 业务内有区分服务和个性化拥塞控制”的一部分。 我们将分析高速链路动态 t c p拥塞控制调整的原理及可行 性 并 利 用l in u x 环 境下的n s 2 ( n e tw o r k s im u la t o r ) 仿 真软 件对 其 进行仿真，其中使用 c + + 语言实现协议及算法、使用 o t c i 语言 搭建网络拓扑进行性能测试，然后利用 s h e l l 语言及数学软件 宋 经 作者、 勿 全 文 公 布 导 岁 甲 问 龙 北京交通大学硕士学位论文 ma t l a b对仿真结果进行处理及可视化，分析我们的拥塞控制 算法的性能。 此外， 本文还重点比 较了f l o y d提出的用于高速链路的拥塞 控制调整机制:当拥塞窗达到一个适度的值时，修改拥塞窗与丢 弃率的关系曲线， 将t c p 线性加乘性减的参数设置为当前窗口值 的函数， 解决占满高速链路带宽所要求的丢弃率与光纤的丢弃率 接近的问题。 关键词:t c p 、拥塞控制、链路利用率、丢弃率、高速链路、拥 塞窗、仿真 北京交通大学硕士学位论文 a b s t r a c t i n r e c e n t y e a r s , o p t i c a l f i b e r c o m m u n i c a t i o n g e t s t h e r a p i d d e v e l o p me n t , d i g i t a l f ib e r c o m m u n i c a t i o n s y s t e m d r a w s m o r e a n d m o r e a t t e n t i o n . a t t h e s a m e t i m e , f i b e r g e t s h i g h e r a n d h i g h e r t r a n s m i s s i o n s p e e d , i t s b a s e b a n d w i d t h i s fr o m 2 . 5 g b p s t o i o g b p s , s o m e e v e n a r r i v e s a t t h e s p e e d o f s e v e r a l t b p s . i f t h e r e i s o n l y o n e o r s e v e r al t c p c o n n e c t i o n s i n t h i s h i g h s p e e d l i n k , i t w i l l t a k e t h i s t c p c o n n e c t i o n a f e w h o u r s t o d e t e c t t h e w h o l e b a n d w i d t h . t h e e f f i c i e n c y o f t h e l i n k i s v e ry l o w i n t h e s e s e v e r al h o u r s . b e s i d e s , t h e r e h a s f i b e r e r r o r r a t e i n d i g i t a l f i b e r s y s t e m , t h i s e r r o r r a t e i s m a y b e c l o s e t o t h e p a c k e t d r o p r a t e w h i c h d i s o b e y s t h e p r e c o n d i t i o n o f t c p c o n g e s t i o n c o n t r o l m e c h a n i s m , n a m e l y a h n o s t al l o f t h e p a c k e t s l o s s e s a r e d u e t o t h e c o n g e s t io n o f n e t w o r k s . i t s f i b e r e r r o r , n o t n e t w o r k s c o n g e s t i o n , t h a t m a k e s t c p s s e n d i n g r a t e r e d u c e . t h a t w i l l a ff e c t t h e c o u r s e o f f il l i n g t h e b a n d w i d t h f o r t h i s t c p c o n n e c t i o n , u l t e r i o r l y re d u c e s t h e u s a g e o f t h e h i g h s p e e d l i n k . b e c a u s e o f a b o v e c o u r s e s , w e a d v a n c e d y n a m i c a l l y a d j u s t i n g t c p c o n g e s t io n c o n t r o l m e c h a n i s m f o r . h i g h s p e e d l in k s , i t c a n s o l v e a b o v e p r o b le m s , a n d a t t h e s a m e t im e , i t c a n b e u s e d t o i m p l e m e n t a n i n t e rn e t w i t h d i ff e re n t i a t e d s e r v ic e s . t h e m e c h a n i s m s b a s e i d e a i s t h a t l e t o n e t c p c o n n e c t i o n b e h a v e r o u g h l y l i k e a n a g g r e g a t e o f m v i r t u a l t c p c o n n e c t i o n s . t h e v a l u e o f m i s d y n a m i c a d j u s t i n g a c c o r d i n g t o t h e u s a g e o f t h e w h o l e b a n d w i d t h , n a m e l y a v a i l a b l e b a n d w i d t h . t h e t h e s i s i s o n e p a rt o f n a t i o n a l n a t u r a l 北京交通大学硕士学位论文 s c i e n c e f o u n d a t io n p r o j e c t i n t r a - s e r v ic e d i f f - s e r v f o r i p ne t wo r k s . we w i l l a n a l y s e i t s p r i n c i p l e a n d f e a s i b i l i t y . s e c o n d l y , w e w i l l s i m u l a t e t h i s m e c h a n i s m u s i n g a s i m u l a t i o n t o o l c a l l e d n e t w o r k s i m u l a t o r 2 o n l i n u x o p e r a t i n g s y s t e m . my w o r k i s t o a d d o u r p r o t o c o l s a n d a l g o r i t h m s i n t o n s u s i n g c + + , t h e n c o m p i l e n s a g a i n t o m a k e o u r p r o t o c o l s t a k e e ff e c t . s e c o n d， u s i n g o t c l t o s e t u p a n e t w o r k t o p o l o g y a n d r u n o u r n e w p r o t o c o l s i n t h i s n e t w o 氏 t h e n r e c o r d s im u l a t i o n d a t a . f in a l ly , u s i n g s h e l l t o p r o c e s s t h e d a t a a n d u s i n g m a t l a b t o v i s u a l i z e t h e r e s u l t a n d a n a l y s e o u r a d j u s t i n g m e c h a n i s m s p e r f o rm a n c e . wh a t s m o r e , w e c o n t r a s t o u r m e c h a n i s m w i t h t h e m o d i f i e d m e c h a n i s m t h a t i s p r o v i d e d b y f l o y d . h e r m e c h a n i s m : m o d i f y t c p s r e s p o n s e fu n c t i o n , o n c e a m o d e r a t e l y h i g h c o n g e s ti o n w i n d o w w a s a c h i e v e d , t c p s a d d i t i v e - i n c r e a s e a n d m u lt ip l i c a ti v e - d e c r e a s e p a r a m e t e r s w o u ld b e a fi m c t i o n o f t h e c u r r e n t w i n d o w s i z e k e y w o r d s : t c p , c o n g e s t i o n c o n t r o l , u s a g e r a t e , d r o p r a t e , h i g h s p e e d l i n k , c o n g e s t i o n w i n d o w , s i m u l a t i o n 北京交通大学硕士学位论文 第一章 绪论 1 . 1拥塞控制的必要性 i n t e m e t 协议体系是基于使用 i p协议实现无连接的端到端包 交换服务。无连接设计具有灵活和健壮的特性，然而这些优势并 不是没有代价的， 在高负载情况下提供优质服务需要更仔细的设 计。实际上，不重视包交换的动态性会导致严重的服务质量降低 甚至造成网络的拥塞崩溃。 一般来说，拥塞崩溃发生在网络负载的增加导致网络效率降 低的时候。主要由于不必要的重传那些正在传送或已经被接收方 接收了的数据包。第二种潜在的拥塞崩溃是由非传递的数据包产 生的。当网 络传送的数据包在到达最终目 的地之前被丢弃而导致 带宽被浪费的时候就会出现由于非传递的数据包而发生的拥塞崩 溃。 所以， 应该采用必要的拥塞控制机制对包交换服务进行控制。 1 .2 t c p拥塞控制 1 .2 . 1 t c p 拥塞控制研究的必要性 t c p是一种可靠的 面向 连接的传输协议，需要接收端对接收 到的 t c p报文进行应答，保证了传输的可靠性。u d p是一种无 连接的传输协议，它可以提高分组的传输速度，但是无连接的特 北京交通大学硕士学位论文 性使得它难以提供可靠的服务质量保证。 当前的t c p 应用占网络 访问连接的 9 5 % , t c p协议是传输层主要使用的协议。在大量的 数据报文传送时如何提高网络的传输速率，在网络拥塞时如何有 效利用网络带宽，这些都是拥塞控制机制应该解决的问题。 1 . 2 .2 t c p拥塞控制所要解决的主要问题 要改善t c p 传输的稳定性，减少拥塞的发生，或者要与非标 准t c p 应用在同一网络中共存需要采取一定的拥塞控制机制， 拥 塞控制机制需要解决的主要问题有: 第一、满足低的报文丢弃率的要求，提高带宽利用率。 第二、高t c p传输的稳定性，减少网络状态的振荡。 第三、保证t c p 公平，即t c p 友好特性。 1 .2 .3端到端的t c p 拥塞控制的发展 1 9 8 6 年初， j a c o b s o n 开发了t c p 应用 r f c 2 5 8 1 中的拥塞控 制机制。1 9 8 8年他又指出了t c p在控制网络拥塞方面的不足， 并提出了“ 慢启动” ( s l o w s t a rt ) ,“ 拥塞避免”( c o n g e s t i o n a v o i d a n c e ) 的算法。1 9 9 0 年出 现的t c p r e n o 版本增加了 “ 快速 重传 ”( f a s t r e t r a n s m i t ) ,“ 快速恢复”( f a s t r e c o v e ry ) 算法， 避免了网络拥塞不严重时采用 “ 慢启动”算法而造成过大的减小 发送窗口尺寸的现象。 这样t c p的拥塞控制就由这4 个核心部分 组成。 最近几年又出 现了t c p 的改进版本， 如n e w - r e n o , s a c k 等。 运行在主机中的这些机制使得t c p 连接在拥塞时回退， 对网 北京交通大学硕士学位论文 络中的拥塞信号进行响应 ( 例如 “ 丢弃包，)，正是这些t c p 避免 拥塞的算法防止了今天网络的拥塞崩溃。 1 . 3高速链路t c p 拥塞控制机制改进的必要性 1 . 3 . 1高速链路的发展 近年来，光通信获得了飞速的发展， 数字光通信系统越来越 受到人们的重视。同时，光纤的传输速度不断提高，光通信的带 宽基本在2 . 5 - 1 0 g b p s ， 甚至达到了t 的数量级， 高速光通信具有 良好的发展前景。 1 .3 . 2标准t c p拥塞控制机制应用于高速链路存在的问 题 若在高速光纤链路下仅有一个或几个t c p 连接， 那么t c p 连 接探测到整个链路的带宽往往需要几个小时， 在t c p占 满整个带 宽之前的几个小时内，链路利用率极低。此外，数字光通信系统 存 在 着误比 特率( 小 于1 0 - 9 ) ， 会 造 成分 组 丢 弃， 这 种由 于 误码而 不是由 于拥塞造成的分组丢弃又会进丫步降 低t c p 的发送速率从 而减缓 t c p连接探测到满带宽的速度， 进一步降低链路的利用 率。标准t c p 应用于高速链路存在利用率低的问题。 1 .4高速链路动态t c p 拥塞控制机制 高速链路动态t c p 拥塞控制机制可以实现根据网络的拥塞状 北京交通大学硕士学位论文 况调整分组发送速率的拥塞控制机制的基本要求，并且可以使得 高速链路下t c p 链接的拥塞窗迅速增长， 较快的达到满带宽， 极 大的提高链路利用率，解决高速链路利用率低的问题。 此外， 动态t c p 拥塞窗相对于标准t c p是小尺度变化的， 其 速率变化较为平滑，更适用于要求发送速率平滑变化的应用，还 可以将动态t c p 拥塞控制机制应用于提供不同等级的服务质量。 我们将对此机制进行研究， 分析其原理及可行性。 利用l i n u x 环境下的n s ( n e t w o r k s i m u l a t o r ) 编程( c + + , o t c l ) 对高 速链路动态 t c p 拥塞控制机制进行仿真， 生成仿真结果数据文件， 然后利用 s h e l l 语言及数学软件 m a t l a b对仿真结果进行处理， 生成可视 化图形， 对其性能进行分析。 1 . 5章节分布 第一章即为本章绪论，对总体情况进行概述;第二章 主要讲述了应用于传输层的t c p 传输控制协议; 第三章介绍对网 络中的包交换进行控制的 t c p拥塞控制机制及其不同版本的变 体。 第四章具体讲述了我们的用于高速链路的动态t c p 拥塞控制 调整机制，并应用网络仿真器 n s对其进行仿真，然后利用 m a t l a b将仿真的结果可视化， 利用可视化图形及统计数据对动 态 t c p拥塞控制的性能进行分析，此外，还将我们的动态 t c p 机 制 与f l o y d 提出 的 高 速链 路t c p 拥塞 调 整 机 制 进 行了 仿 真比 较。 北京交通大学硕士学位论文 第二章 传输控制协议 t c p i n t e rn e t 的传输层主要有两种协议， t c p ，一个是无连接的协议u d p . t c p 络上的可靠的端到端的字节流服务。 一个是面向连接的协议 传输控制协议用于提供网 2 . 1 t c p 提供的服务 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条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t c p 连接中， 仅有两方进行彼此通信， 广播和多播不能用 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。 这和 u d p 完全不同， 应用程序产生的数据报长度将保持不变。由 t c p 传递给i p 的信息单位称为报文段或段 ( s e g m e n t )。 ，当 t 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 t c p 收到发自 t c p 连接另一端的 数据，它将发送一个确 认。 。 t c p 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程中的任何变化。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 北京交通大学硕士学位论文 望发端超时并重发)。 t c p 报文段作为i p 数据报来传输，而i p 数据报的到达可能会 失序，因此t c p 报文段的到达也可能会失序。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。 .i p 数据报会发生重复， t c p 的接收端必须丢弃重复的数据. t c p 能够提供流量控制。 t c p 连接的每一方都有固定大小的 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8 b i t 字节构成的字节流.我 们将 这称为 字节 流服务 ( b y t e s t r e a m s e r v i c e )。 如果一方的 应用 程序先传1 0 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 个字 节，每次接收2 0 字节。 另外， t c p 对字节流的内容不作任何解释。 t c p 不知道传输的 数据字节流是二进制数据，还是a s c ii 字符或者其他类型数据。 对字节流的解释由 t c p 连接双方的应用层解释。 2 . 2 t c p报头的结构 2 . 2 . 1固定项 t c p 数据被封装在一个i p 数据报中，其封装格式如图2 - 1 所 不 。 北京交通大学硕士学位论文 i p 数据报 i p 首部i t c p 首部t c p数据 2 0 字节2 0 字节 图2 - 1 t c p 数据在i p 数据报中的封装 图2 - 2 显示了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 位源端 j 号1 6 位目的端口号 3 2 位序号 3 2 位确认序号 4锹保留 ( 6 位)牛 一 : : 一: ) 1 6 位窗口 大小 1 6 位检验和 1 6 位紧急指针 选项 数据 图2 - 2 t c p 报头结构 序号用来标识从t c p 发端向t c p 收端发送的数据字节流， 它表 示这个报文段中的第一个数据字节。如果将字节流看作在两个应 用程序间的单向流动，则t c p 用序号对每个字节进行计数。序号 是3 2 b i t 的无符号数， 序号达到梦一1 后又从0 开始。 当 建立一个新的 连接时， s y n 标志为1 。 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 n i t i a l s e q u e n c e n u m b e r ) 。 北京交通大学硕十学位论文 该主机要发送数据的第一个字节序号为这个i s n 加1 ，因为s y n 标 志消耗了一个序号。 既然每个传输的字节都被计数，确认序号包含发送确认的一 端所期望收到的下一个序号。因此，确认序号应当是上次已成功 收到的数据字节序号加1 。只有a c k 标志为1 时确认序号字段才有 效。 发送a c k 无需任何代价，因为3 2 6 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，这个字段总是被设置， a c k 标志也总是被设置为t o 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口协议。 我们说t c p 缺少选择确认是因为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 对数据流中选定的部分进行确认. 例如， 如果1 -1 0 2 4 字节己 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 。 它也无法对一个报文段进行否认。 例如， 如果收到 包含1 0 2 5 - 2 0 4 8 字节的 报文段， 但它的 检验和错， 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 的 a c k . 首部长度给出首部中3 2 b i t 字的数目。 需要这个值是因为任选 字段的长度是可变的。 这个字段占 4 b i t ，因 此t c p 最多有6 0 字节 的首部。 然而，没有任选字段时，首部正常的长度是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 吕 北京交通大学硕士学位论文 1 ，其意义如下: u r g :紧急指针 ( u r g e n t p 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， 用来发起一个连接。 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窗口 大小来提供。 窗口大小为字节数，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 大小是一个1 6 6 i t 字段， 因而窗口 大 小最大为6 5 5 3 5 字节。 在下一节我们将看到新的窗口 刻度选项， 它 允许这个值按比例变化以 提供更大的窗口。 检验和覆盖了整个的t 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，并由收端进行验 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字节的序 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ms s ( m a x i m u m s e g m e n t s i 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 n 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. 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 连接终止时， 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 9 北京交通大学硕士学位论文 理超时的许多情况中，也会发送不带任何数据的报文段。 2 . 2 . 2 t c p选项 t c p 首部可以包含选项部分。 仅在最初的t c p 规范中定义的选 项是选项表结束、无操作和最大报文段长度。新的r f c ，主要是 r f c 1 3 2 3 定义了新的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 c 7 9 3 和r f c 1 3 2 3 e 每个选项的开始是1 字节的k i n d 字段，说明选项的类型。k i n d 字段为0 和1 的选项仅占1 个字节。 其他的选项在k i n d 字节后还有l e n 字节。它说明的长度是指总长度，包括k i n d 字节和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，满足4 字节边界。 窗口 扩大选项使t c p 的窗口定义从1 6 6 i t 增加为3 2 b i t 。 这并不 是通过修改t c p 首部来实现的 ( t c p 首部仍然使用l 6 b i t )，而是 通过定义窗口 扩大选项实现对l 6 b i t 的扩大操作来完成的。于是 t c p 在内部将实际的窗口 大小维持为3 2 b i t 的值。 一个字节的移位 记数器取值为0 ( 没有扩大窗口 的操作) 和1 4 。 这个最大值1 4 表示 窗口大小为1 , 0 7 3 , 7 2 5 , 4 4 0 字节( 6 5 5 3 5 x 2 1 4 ) 。 这个选项只能够 出 现在一个s y n 报文段中，因此当 连接建立起来后， 在每个方向 的扩大因子是固定的。为了使用窗口 扩大选项，两端必须在它们 的 s y n 报 文 段 中 发 送 这 个 选 项。 主 动 建 立 连 接的 一 方 在 其 s y n 中 发送这个选项，但是被动建立连接的一方只能够在收到带有这个 选项的s y n 之后才可以发送这个选项。每个方向上的扩大因子可 以不同。如果主动连接的一方发送一个非零的扩大因子，但是没 北京交通大学硕士学位论文 有从另一端收到一个窗口 扩大选项，它就将发送和接收的移位记 数器置为0 。 这就允许较新的系统能够与较旧的、 不理解新选项的 系统进行互操作。假定我们正在使用窗口扩大选项，发送移位记 数为s ,而接收移位记数则为r o于是我们从另一端收到的每一个 1 6 6 i t 的通告窗口将被左移a 位以获得实际的通告窗口大小。每次 当我们向对方发送一个窗口通告的时候， 我们将实际的3 2 b i t 窗口 大小右移s t 匕 特，然后用它来替换t c p 首部中的l 6 6 i t 的值。 时间戮选项使发送方在每个报文段中放置一个时间戳值。接 收方在确认中返回这个数值， 从而允许发送方为每一个收到的a c k 计算r tt ( 我们必须说 “ 每一个收到的a c k”而不是 “ 每一个 报文段”，是因为t c p 通常用一个a c k 来确认多个报文段)。目 前许多实现为每一个窗口只计算一个r t t ， 对于包含8 个报文段的 窗口 而言这是正确的。 然而， 较大的窗口 大小则需要进行更好的 r tt 计算。 通常r t t 通过对一个数据信号 ( 包含数据的报文段)以较低的 频率 ( 每个窗口一次) 进行采样来进行计算。当每个窗口中有8 个报文段时， 采样速率为数据率的1 / 8 ， 这还是可以忍受的。 但是 如果每个窗口中有1 0 0 个报文段时， 采样速率则为数据速率的 1 / 1 0 0 ，这将导致被估计的r t t 不精确，从而引起不必要的重传。 如果一个报文段被丢失，则会使情况变得更糟。 发送方在第1 个字段中放置一个3 2 6 i t 的值，接收方在应答字 段中回显这个数值。包含这个选项的t c p 首部长度将从正常的2 0 字节增加为3 2 字节。 时间戳是一个单调递增的 值。由 于接收方只需要回显收到的 内 容，因 此不需要关注时间戳单元是什么。 这个选项不需要在两 1 1 北京交通大学硕士学位论文 个主机之间进行任何形式的时钟同步。 r f c 1 3 2 3 推荐在1 毫秒和1 秒之间将时间戳的值加1 0 4 .4 b s d 在启动时将时间戳始终设置为 0 ，然后每隔5 0 0 m s 将时间戳时钟加t o 在连接建立阶段，对这个选项的规定与窗口扩大选项类似。 主动发起连接的一方在它的s y n 中指定选项。只有在它从另一方 的s y n 中收到了这个选项之后，该选项才会在以后的报文段中进 行设置。 接收方t c p 不需要对每个包含数据的报文段进行确认，许多 实现每两个报文段发送一个a c k ， 那么哪一个收到的时间戳应当 放入回显应答字段中就是一个值得考虑的问题，通常为了减少任 一端所维持的状态数量， 对于每个连接只保持一个时间戳的数值。 其他k i n d 值为4 , 5 , 6 和7 的四个选项称为选择a c k 及回显选 项。由于回显选项已被时间戳选项取代，而目前定义的选择a c k 选项仍未定论，因此图2 - 3 没有将它们列出。 选 项 结 束 : k i n d 二 。 i 字节 无 操 作: k i n d =1 1 字节 最大报文端长度:k i n d二2k i n d二4! 最 大 报 文 锻 长 度 1 字节2 字节 窗口 扩大因子:k i n d=3k i n d = 3 i 字节1 字节 移位数 i 字节 时间戳: k i n d = 8 k i n d 二 1 0时间橄值 9 字节 时间欲值回显应答 i 字节 i 字节a 字节 图2 - 3 t c p 选项 北京交通大学硕士学位论文 2 . 3 t c p连接的建立与终止 t c p 是一个面向连接的协议。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。本节将详细讨论一个 t c p 连接是如何建立的以及通信结束后是如何终止的。 2 . 3 . 1 t c p 连接的建立 在连接的建立阶段，为了使序号/ 确认号系统能够正常工作 必须使请求端与服务端的序号达成同步， 即服务端b 必须知道请求 端a 开始发送数据时所使用的 初始序号( i n i t i a l s e q u e n c e n u m b e r , i s n ) ， 请求端a 也必须知道服务端b 开始发送数据时的 i s n 。这种序号的同 步方式称为三次握手 ( t h r e e - w a y h a n d s h a k e ) 如图2 - 4 所示，为了建立一条t c p 连接: 1 )请求端a ( 通常称为客户) 发送一个报文段( 报文段1 ) 指明客户 打算连接的服务器的端口， 其s y n 标志为1 , a c k 标志为0 ， 初始 序号 i s n假定为x ) 。 s y n 指同步， 该标志表示a 试图 打开一个连 接。该数据段的首标也包含数据的初始序号，它标志着请求端a 数据的 序号的开始。 a 发送给b 的 第一个字节的 序号是i s n + l o s y n = 1 a c k = o i s n = x 2 )服务器b 接收请求端a 发送的 报文段， 并返回一个报文段( 报文 段2 ) 作为应答。发回包含服务器的初始序号的s y n 报文段同时， 将确认序号设置为客户的i s n 加1 以 对客户的s y n 报文段进行确 北京交通大学硕士学位论文 认。一个s y n 将占用一个序号。 s y n = 1( 仍在同步阶段) a c k = l( 确认号域将包含一个值) i s n = y ( y 是服务器b 的初始序号) 确认号二 x + 1 ( 希望从a 接收的下一个报文的序号) 3 ) 请求端a 接收到报文段2 后须将确认序号设置为服务器的i s n 加 1 以对服务器的s y n 报文段进行确认 ( 报文段3 )。 s yn= o ac k= 1 序号二 x + 1 确认号= y + 1 当三路信息交换完成后，就建立起了 t c p 连接，可以 进行数据的 发送接收了。 请求端a网络报文服务端b 发送s y n 报文段 接收s y n 报文段 发送s y n 报文: 并对接 收的s y n 进行a c k 接收s y n + a c k报文段 发送a c k 报文段 接收a c k 报文段 图2 - 4建立t c p 连接的三次握手过程 发 送第一 个s y n 的 一端将执行主动打开( a c t i v e o p e n ) 。 接收 北京交通大学硕士学位论文 这个s y n 并发回下一个s y n 的另一端执行被动打开 ( p a s s i v e o p e n )。当 一端为建立连接而发送它的s y n 时， 它为连接选择一 个初始序号。i s n 随时间而变化，因此每个连接都将具有不同的 i s n. r f c 7 9 3 指出i s n 可看作是一个3 2 比特的计数器，每4 m s 加t o 这样选择序号的目的在于防止在网络中被延迟的分组在以后又被 传送，而导致某个连接的一方对它作错误的解释。 如何进行序号选择?在4 . 4 b s d( 和多数的伯克利的实现版) 中，系统初始化时初始的发送序号被初始化为1 。这个变量每0 . 5 秒增加6 4 0 0 0 ， 并每隔9 . 5 小时又回到0 ( 对应这个计数器每8 m s 加1 , 而不是每4 m s 加1 ) 。另外， 每次建立一个连接后， 这个变量将增 加6 4 0 0 0 . 2 .3 .2 t c p 连接的关闭 一个t c p 连接是全双工的 ( 即数据在两个方向上能同时传 递)，因此每个方向必须单独地进行关闭。这原则就是当一方完 成它的数据发送任务后就能发送一个f i n 来终止这个方向连接。 当一端收到一个f i n ，它必须通知应用层另一端几经终止了那个 方向的数据传送。 发送f in通常是应用层进行关闭的结果。收到一个f i n 只意味 着在这一方向 上没有 数据流 动。 一 个 t c p 连 接在收到一个 f in后仍 能发送数据。而这对利用半关闭的 应用来说是可能的，尽管在实 际应用中只有很少的 t c p 应用程序这样做。 正常关闭过程如图2 -5 所示。 首先进行关闭的一方 ( 即发送第一个f in)将执行主动关闭， 北京交通大学硕士学位论文 而另一方 ( 收到这个f i n)执行被动关闭。通常一方完成主动关 闭而另一方完成被动关闭，双方都执行主动关闭也是可以的。例 如，t e l n e t 客户端关闭连接时键入q u i t 命令。它将导致t c p 客户 端发送一个f i n，用来关闭从客户到服务器的数据传送 ( 报文段 i )。当服务器收到这个f i n ， 它发回一个a c k ， 确认序号为收到 的序号加i( 报文段2 )。和s y n 一样，一个f i n 将占用一个序号。 同时t c p 服务器还向应用程序 ( 即丢弃服务器)传送一个文件结 束符。 接着这个服务器程序就关闭它的连接， 导致它的t c p 端发送 一个 f i n( 报文段3 )， 客户必须发回一个确认， 并将确认序号设 置为收到序号加1( 报文段4 )。 客户 服务器 应用程 序关闭 斗 向应用程 序交付e o f f i n 的a 十应用 程 序关闭 f i n 的a c k 图 2 - 5连接终止期间报文段的正常交互 图2 -5 显示了 终止一个连接的典型握手。在这个图中，发送 f i n 将导致应用程序关闭 它们的连接， 这些f i n 的 a c k 是由 t c p 软 件自 动产生的。连接通常是由客户端发起的，这样第一个s y n 从 客户传到服务器。每一端都能主动关闭这个连接 ( 即首先发送 北京交通大学硕 l 学位论文 f i n )。然而，一般由客户端决定何时终止连接，因为客户进程 通常由用户交互控制，用户会键入诸如 “ q u i t ”一样的命令来终 止进程.在图2 -5 中，我们能改变上边的标识，将左方定为服务 器，右方定为客户，一切仍将像显示的一样工作。 以上两个小节仅仅介绍了t c p 连接建立和关闭的典型情况， 实际上，客户和服务器可同时主动打开或关闭t c p 连接，还存在 t c p 连接的半关闭状态。 2 .4小结 t c p 提供了 一种可靠的面向 连接的字节流传输层服务。我们 简单地介绍了 t c p 为应用层提供的服务以 及t c p 首部中的各个字 段。 t c p 将用户数据打包构成报文段; 它发送数据后启动一个定 时器;另一端对收到的数据进行确认，对失序的数据重新排序， 丢弃重复数据:t c p 提供端到端的流量控制， 并计算和验证一个 强制性的端到端检验和。许多 流行的 应用程序如t e l n e t , r l o g i n , f t p 和s mt p 都使用t c p . t c p 是一个面向 连接的协议。一个t c p 连接由 一个4 元组唯一 确定:本地i p 地址、本地端口号、远端i p 地址和远端端口号。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。 完成后， 要关闭 这个连接。 本章己 经详细介绍了 如何使用 三次握手来建立连接以 及使用4 个报文段来关闭连接。 这种两端间 连接的建立及关闭与无连接协议如 u d p 不同，一端使用u d p 向另 一端发送数据报时，无需任何预先的握手。 北京交通大学硕士学位论文 第三章 t c p 基于窗口的拥塞控制 1 9 8 8 年v a n j a c o b s o n 指出了t c p 在控制网络拥塞方面的不 足， 并提出了“ 慢启 动”( s l o w s t a rt ) .“ 拥 塞避免”( c o n g e s t i o n a v o i d a n c e )的算法。1 9 9 0 年出现的t c p r e n o 版本增加了“ 快速 重传 ”( f a s t r e t r a n s m i t ) ,“ 快 速恢复”( f a s t r e c o v e r y ) 算法， 避免了网络拥塞不严重时采用 “ 慢启动”算法而造成过大的减小 发送窗口尺寸的现象。 这样t c p的拥塞控制就由慢启动、 拥塞避 免、快速重传、快速恢复这4 个核心部分组成。最近几年又出现 了t c p的改进版本，如n e w - r e n o . s a c k等。 效率 i i: i i i j/2/ 负载 图3 - 1 负载和效率的关系 在描述t c p 拥塞控制算法之前， 我们先来研究一下负载与网 络效率之间的关系，如图3 - 1 所示。从图中可以看出，如果处于 负载较小的区域 i , 随着负载的 增加效率也相应的提高;一旦负 载进入某个合适的区域 i i ，效率不再随着负载的增加而显著提 高: 若负载进一步加重到 工 1 1 ，效率将迅速下降，也就是通常所 北京交通大学硕士学位论文 说的 “ 拥塞崩溃”现象。当然，我们总是希望网络能够稳定运行 在区域 工 i ， 因为这样既能避免负载过低造成的效率下降( 区域 工 ) ， 又能避免负载过高造成拥塞崩溃后的效率下降( 区域 i i i ) . t c p 的慢启动、 拥塞避免、 快速重传、 快速恢复算法的协调工 作，可以很好的维持负载和效率的关系。 3 . 1 t c p 拥塞控制的主要