㈠ 計算機網路——TCP/UDP協議
計算機網路七層模型中，傳輸層有兩個重要的協議：
（1）用戶數據報協議UDP (User Datagram Protocol)
（2）傳輸控制協議TCP (Transmission Control Protocol)
UDP 在傳送數據之前不需要先建立連接。遠地主機的運輸層在收到UDP 報文後，不需要給出任何確認。雖然UDP 不提供可靠交付，但在某些情況下UDP 卻是一種最有效的工作方式。
TCP 則提供面向連接的服務。在傳送數據之前必須先建立連接，數據傳送結束後要釋放連接。TCP 不提供廣播或多播服務。由於TCP 要提供可靠的、面向連接的運輸服務，因此不可避免地增加了許多的開銷，如確認、流量控制、計時器以及連接管理等。
UDP 的主要特點是：
首部手段很簡單，只有8 個位元組，由四個欄位組成，每個欄位的長度都是兩個位元組。
前面已經講過，每條TCP 連接有兩個端點，TCP 連接的端點叫做套接字（socket）或插口。套接字格式如下：
套接寧socket= (IP 地址：埠號』）
每一條TCP 連接唯一地被通信兩端的兩個端點（即兩個套接宇）所確定。即：
TCP 連接＝ {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}
3次握手鏈接
4次握手釋放鏈接
斷開連接請求可以由客戶端發出，也可以由伺服器端發出，在這里我們稱A端向B端請求斷開連接。
各個狀態節點解釋如下：
下面為了討論問題的萬便，我們僅考慮A發送數據而B 接收數據並發送確認。因此A 叫做發送方，而B 叫做接收方。
「停止等待」就是每發送完一個分組就停止發送，等待對方的確認。在收到確認後再發送下一個分組。
使用上述的確認和重傳機制，我們就可以在不可靠的傳輸網路上實現可靠的通信。像上述的這種可靠傳輸協議常稱為自動重傳請求ARQ (Automatic Repeat reQuest）。意思是重傳的請求是自動進行的。接收方不需要請求發送方重傳某個出錯的分組。
滑動窗口協議比較復雜，是TCP 協議的精髓所在。這里先給出連續ARQ 協議最基本的概念，但不涉提到許多細節問題。詳細的滑動窗口協議將在後面討論。
下圖表示發送方維持的發送窗口，它的意義是：位於發送窗口內的5 個分組都可連續發送出去，而不需要等待對方的確認。這樣，信道利用率就提高了。
連續ARQ 協議規定，發送方每收到一個確認，就把發送窗口向前滑動一個分組的位置。
接收方一般都是採用 累積確認 的方式。這就是說，接收方不必對收到的分組逐個發送確認，而是可以在收到幾個分組後，對按序到達的最後一個分組發送確認，這樣就表示：到這個分組為止的所有分組都己正確收到了。
累積確認 的優點是容易實現，即使確認丟失也不必重傳。但缺點是不能向發送方反映出接收方己經正確收到的所有分組的信息。
例如，如果發送方發送了前5 個分組，而中間的第3 個分組丟失了。這時接收方只能對前兩個分組發出確認。發送方無法知道後面三個分組的下落，而只好把後面的三個分組都再重傳一次。這就叫做Go-back-N （回退N ），表示需要再退回來重傳己發送過的N 個分組。可見當通信線路質量不好時，連續ARQ 協議會帶來負面的影響。
TCP 的滑動窗口是以位元組為單位的。現假定A 收到了B 發來的確認報文段，其中窗口是20 （位元組），而確認號是31 （這表明B 期望收到的下一個序號是31 ，而序號30 為止的數據己經收到了）。根據這兩個數據， A 就構造出自己的發送窗口，其位置如圖所示。
發送窗口表示：在沒有收到B 的確認的情況下， A可以連續把窗口內的數據都發送出去。凡是己經發送過的數據，在未收到確認之前都必須暫時保留，以便在超時重傳時使用。
發送窗口後沿的後面部分表示己發送且己收到了確認。這些數據顯然不需要再保留了。而發送窗口前沿的前面部分表示不允許發送的，因為接收方都沒有為這部分數據保留臨時存放的緩存空間。
現在假定A 發送了序號為31 ～ 41 的數據。這時發送窗口位置並未改變，但發送窗口內靠後面有11個位元組（灰色小方框表示）表示己發送但未收到確認。而發送窗口內靠前面的9 個位元組（ 42 ～ 50 ）是允許發送但尚未發送的。】
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 號為止的數據是已經發送過確認，並且己經交付給主機了。因此在B 可以不再保留這些數據。接收窗口內的序號（31～50）足允許接收的。B 收到了序號為32 和33 的數據，這些數據沒有按序到達，因為序號為31 的數據沒有收到（也許丟失了，也許滯留在網路中的某處）。 請注意， B 只能對按序收到的數據中的最高序號給出確認，因此B 發送的確認報文段中的確認號仍然是31 （即期望收到的序號）。
現在假定B 收到了序號為31 的數據，並把序號為31～33的數據交付給主機，然後B刪除這些數據。接著把接收窗口向前移動3個序號，同時給A 發送確認，其中窗口值仍為20，但確認號是34，這表明B 已經收到了到序號33 為止的數據。我們注意到，B還收到了序號為37, 38 和40 的數據，但這些都沒有按序到達，只能先存在接收窗口。A收到B的確認後，就可以把發送窗口向前滑動3個序號，指針P2 不動。可以看出，現在A 的可用窗口增大了，可發送的序號范圍是42～53。整個過程如下圖：
A 在繼續發送完序號42-53的數據後，指針P2向前移動和P3重合。發送窗口內的序號都已用完，但還沒有再收到確認。由於A 的發送窗口己滿，可用窗口己減小到0，因此必須停止發送。
上面已經講到， TCP 的發送方在規定的時間內沒有收到確認就要重傳已發送的報文段。這種重傳的概念是很簡單的，但重傳時間的選擇卻是TCP 最復雜的問題之一。
TCP採用了一種自適應演算法 ，它記錄一個報文段發出的時間，以及收到相應的確認的時間。這兩個時間之差就是報文段的往返時間RTT，TCP 保留了RTT的一個加權平均往返時間RTTs （這又稱為平滑的往返時間， S 表示Smoothed 。因為進行的是加權平均，因此得出的結果更加平滑）。每當第一次測量到RTT樣本時， RTTs值就取為所測量到的RTT樣本值。但以後每測量到一個新的RTT樣本，就按下式重新計算一次RTTs:
新的RTTs = (1 － α）×（舊的RTTs) ＋ α ×（新的RTT樣本）
α 越大表示新的RTTs受新的RTT樣本的影響越大。推薦的α 值為0.125，用這種方法得出的加權平均往返時間RTTs 就比測量出的RTT值更加平滑。
顯然，超時計時器設置的超時重傳時間RTO (RetransmissionTime-Out）應略大於上面得出的加權平均往返時間RTTs。RFC 2988 建議使用下式計算RTO:
RTO = RTTs + 4 × RTTd
RTTd是RTT 的偏差的加權平均值，它與RTTs和新的RTT樣本之差有關。計算公式如下：
新的RTTd= (1- β）×（舊的RTTd) + β × |RTTs－新的RTT樣本|
發現問題： 如圖所示，發送出一個報文段。設定的重傳時間到了，還沒有收到確認。於是重
傳報文段。經過了一段時間後，收到了確認報文段。現在的問題是：如何判定此確認報文段是對先發送的報文段的確認，還是對後來重傳的報文段的確認？
若收到的確認是對重傳報文段的確認，但卻被源主機當成是對原來的報文段的確認，則這樣計算出的RTTs 和超時重傳時間RTO 就會偏大。若後面再發送的報文段又是經過重傳後才收到確認報文段，則按此方法得出的超時重傳時間RTO 就越來越長。
若收到的確認是對原來的報文段的確認，但被當成是對重傳報文段的確認，則由此計算出的RTTs 和RTO 都會偏小。這就必然導致報文段過多地重傳。這樣就有可能使RTO 越來越短。
Kam 提出了一個演算法：在計算加權平均RTTs 時，只要報文段重傳了就不採用其往返時間樣本。這樣得出的加權平均RTTs 和RTO 就較准確。
新問題： 設想出現這樣的情況：報文段的時延突然增大了很多。因此在原來得出的重傳時間內，不會收到確認報文段。於是就重傳報文段。但根據Kam 演算法，不考慮重傳的報文段的往返時間樣本。這樣，超時重傳時間就無法更新。
解決方案： 對Kam 演算法進行修正，方法是z報文段每重傳一次，就把超時重傳時間RTO 增大一些。典型的做法是取新的重傳時間為2 倍的舊的重傳時間。當不再發生報文段的重傳時，才根據上面給出的公式計算超時重傳時間。
流量控制（flow control）就是讓發送方的發送速率不要太快，要讓接收方來得及接收。
利用滑動窗口機制可以很方便地在TCP 連接上實現對發送方的流量控制。
接收方的主機B 進行了三次流量控制。第一次把窗口減小到rwnd =300，第二次又減到rwnd = 100 ，最後減到rwnd = 0 ，即不允許發送方再發送數據了。這種使發送方暫停發送的狀態將持續到主機B 重新發出一個新的窗口值為止。我們還應注意到，B 向A 發送的三個報文段都設置了ACK=1，只有在ACK=1 時確認號欄位才有意義。
發生死鎖： 現在我們考慮一種情況。上圖中， B 向A 發送了零窗口的報文段後不久， B 的接收緩存又有了一些存儲空間。於是B 向A 發送了rwnd = 400 的報文段。然而這個報文段在傳送過程中丟失了。A 一直等待收到B 發送的非零窗口的通知，而B 也一直等待A 發送的數據。如果沒有其他措施，這種互相等待的死鎖局面將一直延續下去。
解決方案： TCP 為每一個連接設有一個 持續計時器（persistence timer） 。只要TCP 連接的一方收到對方的零窗口通知，就啟動持續計時器。若持續計時器設置的時間到期，就發送一個 零窗口探測報文段 （僅攜帶1 宇節的數據），而對方就在確認這個探測報文段時給出了現在的窗口值。
1 TCP連接時是三次握手，那麼兩次握手可行嗎？
在《計算機網路》中是這樣解釋的：已失效的連接請求報文段」的產生在這樣一種情況下：client發出的第一個連接請求報文段並沒有丟失，而是在某個網路結點長時間的滯留了，以致延誤到連接釋放以後的某個時間才到達server。本來這是一個早已失效的報文段。但server收到此失效的連接請求報文段後，就誤認為是client再次發出的一個新的連接請求。於是就向client發出確認報文段，同意建立連接。假設不採用「三次握手」，那麼只要server發出確認，新的連接就建立了。由於現在client並沒有發出建立連接的請求，因此不會理睬server的確認，也不會向server發送ACK包。這樣就會白白浪費資源。而經過三次握手，客戶端和伺服器都有應有答，這樣可以確保TCP正確連接。
2 為什麼TCP連接是三次，揮手確是四次？
在TCP連接中，伺服器端的SYN和ACK向客戶端發送是一次性發送的，而在斷開連接的過程中，B端向A端發送的ACK和FIN是是分兩次發送的。因為在B端接收到A端的FIN後，B端可能還有數據要傳輸，所以先發送ACK，等B端處理完自己的事情後就可以發送FIN斷開連接了。
3 為什麼在第四次揮手後會有2個MSL的延時？
MSL是Maximum Segment Lifetime，最大報文段生存時間，2個MSL是報文段發送和接收的最長時間。假定網路不可靠，那麼第四次發送的ACK可能丟失，即B端無法收到這個ACK，如果B端收不到這個確認ACK，B端會定時向A端重復發送FIN，直到B端收到A的確認ACK。所以這個2MSL就是用來處理這個可能丟失的ACK的。
1 文件傳送協議
文件傳送協議FTP (File Transfer Protocol) [RFC 959］是網際網路上使用得最廣泛的文件傳送協議，底層採用TCP協議。
盯P 使用客戶伺服器方式。一個FTP 伺服器進程可同時為多個客戶進程提供服務。FTP的伺服器進程由兩大部分組成：一個主進程，負責接受新的請求：另外有若干個從屬進程，負責處理單個請求。
在進行文件傳輸時，客戶和伺服器之間要建立兩個並行的TCP 連接：「控制連接」（21埠）和「數據連接」（22埠）。控制連接在整個會話期間一直保持打開， FTP 客戶所發出的傳送請求，通過控制連接發送給伺服器端的控制進程，但控制連接並不用來傳送文件。實際用於傳輸文件的是「數據連接」。伺服器端的控制進程在接收到FTP 客戶發送來的文件傳輸請求後就創建「數據傳送進程」和「數據連接」，用來連接客戶端和伺服器端的數據傳送進程。
2 簡單文件傳送協議TFTP
TCP/IP 協議族中還有一個簡單文件傳送協議TFfP (Trivial File Transfer Protocol），它是一個很小且易於實現的文件傳送協議，埠號69。
TFfP 也使用客戶伺服器方式，但它使用UDP 數據報，因此TFfP 需要有自己的差錯改正措施。TFfP 只支持文件傳輸而不支持交耳。
3 TELNET
TELNET 是一個簡單的遠程終端協議，底層採用TCP協議。TELNET 也使用客戶伺服器方式。在本地系統運行TELNET 客戶進程，而在遠地主機則運行TELNET 伺服器進程，佔用埠23。
4 郵件傳輸協議
一個電子郵件系統應具如圖所示的三個主要組成構件，這就是用戶代理、郵件伺服器，以及郵件發送協議（如SMTP ）和郵件讀取協議（如POP3)， POP3 是郵局協議（Post Office Protocol）的版本3 。
SMTP 和POP3 （或IMAP ）都是在TCP 連接的上面傳送郵件，使用TCP 的目的是為了使郵件的傳送成為可靠的。
㈡ 計算機網路-可靠傳輸-停止等待協議
全雙工通信的雙方既是發送方也是接收方。下面為了討論問題的方便，我們僅考慮A發送數據而B接收數據並發送確認。 因此A叫做發送方，而B叫做接收方 。因為這里是討論可靠傳輸的原理，因此把傳送的數據單元都稱為分組，「停止等待」就是每發送完一個分組就停止發送，等待對方的確認。在收到確認後再發送下一個分組。
圖5-9（a）是最簡單的無差錯情況。A發送分組M1,發完就暫停發送，等待B的確認。B收到了M1就向A發送確認。A在收到了對M1的確認後，就再發送下一個分組M2。同樣，在收到B對M2的確認後，再發送M3。
圖5-9(b)是分組在傳輸過程中出現差錯的情況，B接收M時檢測出了差錯，就丟棄M1,其他什麼也不做（不通知A收到有差錯的分組）①。也可能是M1在傳輸過程中丟失了，這時B當然什麼都不知道。在這兩種情況下，B都不會發送任何信息。可靠傳輸協議是這樣設計的：A只要超過了一段時間仍然沒有收到確認，就認為剛才發送的分組丟失了，因而重傳前面發送過的分組。這就叫做 超時重傳 。要實現超時重傳，就要在每發送完一個分組時設置一個 超時計時器 。如果在超時計時器到期之前收到了對方的確認，就撤銷已設置的超時計時器。其實在圖5-9(a)中，A為每一個己發送的分組都設置了一個超時計時器。但A只要在超時計時器到期之前收到了相應的確認，就撤銷該超時計時器。
這里應注意以下三點：
第一，A在發遞完一個分組後，必須暫時保留已發送的分組的副本（在發生超時重傳時使用)。只有在收到相應的確認後才能清除暫時保留的分組副本。
第二，分組和確認分組都必須進行編號②。這樣才能明確是哪一個發送出去的分組收到了確認，而哪一個分組還沒有收到確認。
①註：在可靠傳輸的協議中，也可以在檢測出有差錯時發送「否認報文」給對方。這樣做的好處是能夠讓發送方及早如道出現了差錯。不過由於這樣處理會使協議復雜化，現在實用的可靠傳輸協議都不使用這種否認報文了。
②註：編號並不是一個非常簡單的問題。分組編號使用的位數總是有限的，同一個號碼會重復使用。例如，10位的編號范圍是0~1023。當編號增加到1023時，再增加一個號就又回到0，然後重復使用這些號碼。因此，在所發送的分組中，必須能夠區分開哪些是新發送的，哪些是重傳的。對於簡單鏈路上傳送的幀，如採用停止等待協議，只要用1位編號即可，也就是發送完0號幀，收到確認後，再發送1號幀，收到確認後，再發送0號幀。但是在運輸層，這種編號方法有時並不能保證可靠傳輸。
第三，超時計時器設置的重傳時間應當比數據在分組傳輸的平均往返時間更長一些。圖5-9(b)中的一段虛線表示如果M正確到達B同時A也正確收到確認的過程。可見重傳時間應設定為比平均往返時間更長一些。顯然，如果重傳時間設定得很長，那麼通信的效率就會很低。但如果重傳時間設定得太短，以致產生不必要的重傳，就浪費了網路資源。然而，在運輸層重傳時間的准確設定是非常復雜的，這是因為已發送出的分組到底會經過哪些網路，以及這些網路將會產生多大的時延（這取決於這些網路當時的擁塞情況），這些都是不確定因素。圖5-9中把往返時間當作固定的（這並不符合網路的實際情況），只是為了講述原理的方便，關於重傳時間應如何選擇， 選擇確認SACK 。
圖5-10(b)說明的是另一種情況，B所發送的對M1的確認丟失了。A在設定的超時重傳時間內沒有收到確認，並無法知道是自己發送的分組出鋁、丟失，或者是B發送的確認丟失了。因此A在超時計時器到期後就要重傳M1,現在應注意B的動作，假定B又收到了重傳的分組M1。這時應採取兩個行動。第一，丟棄這個重復的分組M1,不向上層交付；第二，向A發送確認，不能認為已經發送過確認就不再發送，因為A之所以重傳M1就表示A沒有收到對M,的確認。
圖5-10(b)也是一種可能出現的情況。傳輸過程中沒有出現差錯，但B對分組M1的確認遲到了。A會收到重復的確認。對重復的確認的處理很簡單：收下後就丟棄。B仍然會收到重復的M1,並且同樣要丟棄重復的M1,並重傳確認分組。
通常A最終總是可以收到對所有發出的分組的確認。如果A不斷重傳分組但總是收不到確認，就說明通信線路太差，不能進行通信。
使用上述的確認和重傳機制，我們就可以在不可靠的傳輸網路上實現可靠的通信。
這種可靠傳輸協議常稱為 自動重傳請求ARQ (Automatic Repeat reQuest)。意思是重傳的請求是自動進行的。接收方不需要請求發送方重傳某個出錯的分組。
停止等待協議的優點是簡單，但缺點是信道利用率太低。我們可以用圖5-11來說明這個問題。為簡單起見，假定在A和B之間有一條直通的信道來傳送分組。
假定A發送分組需要的時間是TD。顯然，TD等於分組長度除以數據率。再假定分組正確到達B後，B處理分組的時間可以忽略不計，同時立即發回確認。假定B發送 確認分組需要時間TA 。如果A處理確認分組的時間也可以忽略不計，那麼A在經過時間(TD+RTT+TA)後就可以再發送下一個分組，這里的RTT是往返時間。因為僅僅是在時間TD內才用來傳送有用的數據（包括分組的首部），因此信道的利用率U可用下式計算： U=TD/TD +RTT+TA (5-3)
請注意，更細致的計算還可以在上式分子的時間TD內扣除傳送控制信息（如首部）所花費的時間。但在進行粗略計算時，用近似的式(5-3)就可以了。
我們知道，(5-3)式中的往返時間RTT取決於所使用的信道。例如，假定1200km的信道的往返時間RTT=20ms。分組長度是1200bit,發送速率是1Mbit/s。若忽略處理時間和TA(TA一般都遠小於TD)， TD=1200/1*10^6 ，信道的利用率U=5.66%。但若把發送速率提高到10Mbit/s,則U=5.96×10^(-4)。信道在絕大多數時間內都是空閑的。
從圖5-11還可看出，當往返時間RTT遠大於分組發送時間TD時，信道的利用率就會非常低。還應注意的是，圖5-11並沒有考慮出現差錯後的分組重傳。若出現重傳，則對傳送有用的數據信息來說，信道的利用率就還要降低。
為了提高傳輸效率，發送方可以不使用低效率的停止等待協議，而是採用流水線傳輸(如圖5-12所示)。流水線傳輸就是發送方可連續發送多個分組，不必每發完一個分組就停頓下來等待對方的確認。這樣可使信道上一真有數據不間斷地在傳送。顯然，這種傳輸方式可以獲得很高的信道利用率。