计网week3
计网
二.应用层
5.P2P
P2P分为结构化的和非结构化的
非结构化的P2P就是节点与节点之间存在一个邻居关系
覆盖网(overlay):无数个节点互相连接组成的一个网
结构化的P2P的覆盖网是有序的，可以构成一个环或树或者更复杂的结构
非结构化的P2P分为集中式目录、全分布式和混合式
集中式目录：如Napster，有一个目录服务器，所有主机需要在服务器进行注册，缺点：单点故障、跟C/S模式一样的服务器负担大
全分布式：如Gnutella，每个节点有多个邻居，构成一个覆盖网，没有中心服务器，开放文件共享协议
Gnutella协议：在已有的TCP连接上发送查询报文，接受方再转发这个报文，直到遍历所有节点或者找到资源为止
我们把这种查询叫泛洪查询
通常由ttl控制转发的次数
混合体：存在组长和组员，组长之间互相连接，组长和各自的组员连接，组员通过组长互相连接
这种模式下的查询会先再组内查，组内没有会由组长向别组发送查询报文
查询的细节：每个文件有一个散列标识码和一个描述符，客户端向其组长发送关键字查询，组长用匹配进行响应，没有结果则发送至其它组长继续响应
例子：BT(BitTorrent)：
文件被分为一个个块256kB，用0/1表示文件块是否存在，网络中的节点发送接收文件块
当一个节点下载时，该节点可以同时向其他节点提供上载服务
一个节点下载时，会向其他节点积累文件块
稀缺优先：下载文件块会优先下载在网络中稀缺的文件块
优化疏通：一个节点向其他节点提供下载服务时，会优先选择带上载带宽大的节点以享受该节点的服务，而非时间早的节点
DHT(结构化P2P)：用ip的哈希值作为地址，按照节点大小构成一个环
6.CDN
流媒体技术：DASH
将一个视频按每几秒分成无数个段，再存储不同清晰度的视频的段，得到请求后将视频的段一个一个发过去
Content distribution networks(CDN)：通过CDN，全网部署缓存节点，存储服务内容，将用户的请求重定向到这些缓存服务器，减少主机负担
特点：
enter deep：将CDN服务器深入到许多接入网
bring home：部署在少数关键位置
中国的CDN服务提供商如：中国蓝汛
客户端向服务器发送请求，通过DNS服务器转发给CDN的DNS服务器，再由CDN的节点服务器返回响应
三.传输层
1.概述
传输协议运行在端系统，发送方会将应用层的报文分成报文段，然后传递给网络层
传输层协议：TCP、UDP
传输层服务：进程间的逻辑通信
网络层服务：主机之间的逻辑通信
传输层的服务依赖于网络层的服务，并对网络层的服务进行加强
2.多路复用和解复用
在发送方主机多路复用：从多个套接字接收来自多个进程的报文，根据套接字对应的IP和端口号来对报文段的头部加以封装
在接收放主机多路解复用：根据报文段的头部信息中的IP和端口号将接收到的报文段发送给正确的套接字和对应的应用进程
解复用的作用：TCP或者UDP将报文段中的head去掉，根据head，将body交给正确的socket，从而交给正确的进程
3.UDP
UDP：用户数据报
UDP应用于流媒体、DNS、SNMP
UDP校验和：检测在被传输报文段中的差错(比如比特反转)
比如将16位的数字相加，最高位的进位进给最低位，然后在接收端的结果与发送端的结果比较
当然，这种校验任可能出现差错，我们把这个叫残存差错
4.可靠数据传输的原理
可靠数据传输协议rdt，需要解决的问题：数据出错、丢失
rdt1.0：在可靠的信道上的可靠数据传输，rdt只需正常将数据处理并交给应用层
rdt2.0：具有比特差错的信道，rdt会进行校验，若正常则返回ACK，不正常则返回NAK；发送方直到收到回复才会进行下一步动作，若收到ACK则发送下一个数据包，若收到NAK则会重发之前的数据包
rdt2.1：若ACK/NAK出错，则无论如何，发送方都会重发一遍；并引入编号机制，所有包都有自己的编号，且接收方也能识别这些编号，若接收方第二次收到
P
0
P_0
P0包，则会抛弃并返回一个ACK
rdt2.2：取消NAK，用ACK1表示
P
1
P_1
P1包的接收完成，若接收方应收到ACK1，但实际收到的是ACK0或者收到的ACK出错，则会重发一遍
P
1
P_1
P1
rdt3.0：引入超时重传机制，当接收方长时间未接收到ACK，则重传；至此rdt在保证可靠传输方面就完善了，这种我们称为S-W(stop and wait)协议
缺点：当带宽足够大时，rdt的效率太低
发送窗口：发送缓冲区的范围
发送窗口的最大值<=发送缓冲区的值
GBN(go back n)协议：发送窗口>1，接收窗口=1
发送窗口：持续发送窗口内的帧，收到确认后窗口滑动
接收窗口：只接收按序到达的帧，丢弃乱序帧，并发送最近正确接收的帧的确认
错误处理：
①如果某帧丢失或出错，接收方会返回接收到的帧的最大编号，发送方会重传出错帧及其后续所有帧
②接收方丢弃乱序帧，不发送确认，导致发送方超时重传
举例：
假设窗口大小为4，发送方发送帧1、2、3、4：
若全部成功接收，则返回ACK4，发送方继续发送5、6、7、8
若帧2丢失，接收方返回ACK1，发送方重传帧2、3、4
若接收方迟迟没有接收到ACK，则重发1、2、3、4
缺点：错误率高时效率低，需重传多个帧
常用于数据传输可靠性要求高但错误率较低的网络环境，如早期的有线网络
SR(Selective Repeat Protocol)协议：发送窗口>1，接收窗口>1
发送窗口：持续发送窗口内的帧，收到确认后滑动窗口
接收窗口：接收并缓存所有正确到达的帧，发送选择性确认（SACK）指示已接收的帧
错误处理：
①如果某帧丢失或出错，发送方只重传该帧，而非后续所有帧
②接收方缓存乱序帧，等待缺失帧到达后按序提交
举例：
假设窗口大小为4，发送方发送帧1、2、3、4：
若全部成功接收，则返回ACK4，发送方继续发送5、6、7、8
若帧2丢失，接收方缓存帧1、3、4，并发送SACK指示缺失帧2，发送方重传帧2，接收方收到后按序提交帧1、2、3、4
缺点：实现复杂，需维护帧缓存和确认机制
常用于数据传输可靠性要求高且错误率较高的网络环境，如无线网络
5.面向连接的传输：TCP
概述：
- 点对点：一个发送方，一个接收方
- 可靠、按顺序的字节流
- 管道化(流水线)：TCP拥塞控制和流量控制设置窗口大小
- 全双工数据：在同一连接中数据双向流动，MSS：最大报文段大小
- 面向连接：通信前需要握手
- 有流量控制
序号就是报文段首字节的在字节流的编号，序号的初始位是由TCP自己决定的随机数，第一段MSS的序号就是x，第二段就是x+MSS
确认号就是比如ACK555，表示一方收到了554之前的数据，并要求传输555及之后的数据
TCP的超时定时器：对最近几个往返延迟求平均，定时器=估计的往返延迟+4*安全边界
快速重传：通过重复的ACK来检测报文段的丢失，如果发送方收到同一数据的3个冗余ACK，重传最小序号的段，在定时器启动之前处理可能的数据丢失
TCP流量控制：TCP有一个数据接收缓冲区，应用层从缓冲区中取走数据，接收方控制发送方，不让缓冲区溢出
TCP的连接建立：
如果只有两次握手：连接请求、连接确认
客户端发送的连接请求可能因网络延迟而滞留，稍后才到达服务器。如果只有两次握手，服务器会误认为这是一个新的连接请求，导致资源浪费
所以TCP的连接需要3次握手
第一次握手（客户端 -> 服务器）：SYN标志位：设置为1，表示这是一个连接请求（同步请求）；初始序列号（Sequence Number, ISN）：客户端随机生成的一个序列号（例如 ISN = x），用于标识数据包的顺序
第二次握手（服务器 -> 客户端）：SYN标志位：设置为1，表示服务器同意建立连接；ACK标志位：设置为1，表示确认客户端的SYN请求；服务器的初始序列号（ISN）：服务器随机生成的一个序列号（例如 ISN = y），用于标识服务器端的数据包顺序；确认号（Acknowledgment Number）：值为客户端初始序列号加1（即 x + 1），表示服务器已收到客户端的SYN
第三次握手（客户端 -> 服务器）：ACK标志位：设置为1，表示确认服务器的SYN请求；确认号（Acknowledgment Number）：值为服务器初始序列号加1（即 y + 1），表示客户端已收到服务器的SYN；序列号（Sequence Number）：值为 x + 1（客户端初始序列号加1），因为第一次握手的SYN占用了一个序列号
TCP的连接关闭：客户端、服务器分别关闭它自己这一侧的连接，发送FIN bit = 1的TCP段，一旦收到FIN，用ACK回应，一共需要四次挥手
第一次挥手（客户端 -> 服务器）：FIN标志位：设置为1，表示客户端请求关闭连接；序列号（Sequence Number）：值为客户端当前序列号（例如 Seq = u）
第二次挥手（服务器 -> 客户端）：ACK标志位：设置为1，表示服务器确认客户端的FIN请求；确认号（Acknowledgment Number）：值为客户端序列号加1（即 Ack = u + 1）；序列号（Sequence Number）：值为服务器当前序列号（例如 Seq = v）
第三次挥手（服务器 -> 客户端）：FIN标志位：设置为1，表示服务器请求关闭连接；ACK标志位：设置为1，表示确认客户端的FIN请求；确认号（Acknowledgment Number）：值为 u + 1（与第二次挥手相同）；序列号（Sequence Number）：值为服务器当前序列号（例如 Seq = w，可能比 v 大，因为服务器可能发送了更多数据）
第四次挥手（客户端 -> 服务器）：ACK标志位：设置为1，表示客户端确认服务器的FIN请求；确认号（Acknowledgment Number）：值为服务器序列号加1（即 Ack = w + 1）；序列号（Sequence Number）：值为 u + 1（客户端序列号加1）
6.拥塞控制原理
拥塞的表现：分组丢失、分组经历比较长的延迟
当拥塞发生时，路由器会被最近的主机的数据填满
两种拥塞控制方法：
端到端拥塞控制：没有来自网络的显式反馈、端系统根据延迟和丢失事件来推断是否拥塞，是TCP采用的方法
网络辅助的拥塞控制：路由器提供给端系统以反馈信息，单个bit置位，显示有拥塞
例子：ATM ABR拥塞控制
RM(资源管理)信元：由发送端发送，在数据信元中间隔插入
RM信元中的比特被交换机设置(网络辅助)
NI bit：no increase in rate，轻微拥塞
CI bit：congestion indication，拥塞指示
发送端发送的RM信元被接收端返回，接收端不做任何修改
RM信元中有两个字节ER(explicit rate)字段：
拥塞的交换机可能会降低信元中的ER的值
发送端发送速度因此是最低的可支持速率
数据信元中的EFCI bit：被拥塞的交换机设置成1
如果在管理信元RM前面的数据信元的EFCI被设置成1了，接收端返回的RM信元中设置CI bit
TCP的拥塞控制
网络参与的拥塞控制很耗网络资源，所以TCP采用端到端的拥塞控制
拥塞的表现：
超时：拥塞
3个冗余ACK：轻微拥塞
解决拥塞的方法：拥塞窗口
拥塞窗口（Congestion Window, CWND）是TCP协议中用于控制网络拥塞的机制。它表示发送方在未收到确认（ACK）的情况下，能够发送的最大数据量（以字节或报文段为单位）
工作原理(加性增乘性减)：
- 慢启动（Slow Start）：初始时CWND较小，每收到一个ACK，CWND指数增长，快速探测可用带宽。
- 若超时，则CWND恢复原状并将超时处的一半设为慢启动阈值
- 拥塞避免（Congestion Avoidance）：CWND达到慢启动阈值 （ssthresh）后，转为线性增长，避免过度增加网络负载。
- 快速重传（Fast Retransmit）：收到三个重复ACK时，立即重传丢失的报文段，并进入快速恢复。
- 快速恢复（Fast Recovery）：重传后，CWND减半，继续线性增长，避免大幅降低发送速率
TCP的公平性：如果n个TCP会话分享一个链路带宽为R的瓶颈，每个会话的有效带宽为R/K
实现原理：加性增乘性减会使拥有窗口大的会话的慢启动阈值较小，窗口小的慢启动阈值较大，最终，每个会话的带宽分配趋于公平
同时，udp是没有拥塞控制的，所以如果有会话以udp进行通信的话，它会占有几乎所有带宽，udp对TCP来说是不公平的