網路帶寬是指在單位時間（或猜一般指的是1秒鍾）內能傳輸的數據量。網路和高速公路類似，帶寬越大，就類似高速公路的車道越多友橡，其通行能力越強。網路帶寬作為衡量網路特徵的一個重要指標，日益受到人們的普遍關注。它不僅是政府或單位制訂網路通信發展策略的重要依據，也是互聯網用戶和單位選擇互聯網接入服務商的主要因素之一。所謂帶寬，是“頻帶寬度”的簡稱，原是通訊和電子技術中的一個術語，指通訊線路或設備所能傳送信號的范圍。而網路中的帶寬是指在規定時間內從一端流到另一端的信息量，即數據傳輸率。帶寬對模擬信號和數字信號有兩種基本的應用，在本文中所說的帶寬衫告型均是指數字信號。
Ⅱ 計網：運輸層
本篇文章先概括介紹運輸層協議的特點、進程之間的通信和埠等重要概念，然後講述比較簡單的UDP協議。然後討論較為復雜但非常重要的TCP協議和可靠傳輸的工作原理，包括停止等待協議和ARQ協議。在詳細講述TCP報文段的首部格式之後，討論TCP的三個重要問題：滑動窗口、流量控制和擁塞控制機制。最後，介紹TCP的連接管理。
從通信和信息處理的角度看，運輸層向它上面的應用層提供通信服務，它屬於面向通信部分的最高層，同時也是用戶功能中的最低層。
當網路的邊緣部分中的兩台主機使用網路 的核心部分的功能進行端到端的通信時，只有主機的協議棧才有運輸層，而網路核心部分中的路由器在轉發分組時都只用到下三層的功能。
運輸層有一個很重要的功能 復用和分用：
從IP層來說，通信的兩端是兩台主機。但實際上，真正進行通信的實體是 在主機中的進程，是這台主機中的一個進程和另一台主機中的一個進程在交換數據(即通信)。運輸層提供應用進程間的邏輯通信。「邏輯通信」的意思是：從應用層來看，只要把應用層報文交給下面的運輸層， 運輸層就可以把這報文傳送到對方的運輸層。但事實上這兩個運輸層之間並沒有一條水平方向的物理連接。數據的傳送是沿著圖中的虛線方向（經過多個層次）傳送的。
從這里可以看出網路層和運輸層有明顯的區別。網路層為主機之間提供邏輯通信，而運輸層為應用進程之間提供端到端的邏輯通信。
運輸層還要對收到的報文進行差錯檢測，而在網路層，IP數據報首部中的檢驗和欄位，只檢驗首部是否出現差錯而不檢查數據部分。
根據應用程序的不同需求，運輸層需要有兩種不同的運輸協議，即面向連接的TCP和無連接的UDP,這兩種協議就是本章要討論的主要內容。
當運輸層採用面向連接的TCP協議時，盡管下面的網路是不可靠的(只提供盡最大努力服務)，但這種邏輯通信信道就相當於一條全雙工的可靠信道。但當運輸層釆用無連接的UDP協議時，這種邏輯通信信道仍然是一條不可靠信道。
TCP/IP運輸層的兩個主要協議都是互聯網的正式標准，即：
在TCP/IP體系中，則根據所使用的協議是TCP或 UDP，分別稱之為TCP報文段或UDP用戶數據報。
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，佔用許多處理機資源。
前面己經提到過運輸層的復用和分用功能。應用層所有的應用進程都可以通過運輸層再傳送到IP層（網路層），這就是復用。運輸層從IP層收到發送給各應用進程的數據後，必須分別交付指明的各應用進程，這就是分用。顯然，給應用層的每個應用進程賦予一個非常明確的標志是至關重要的。
為了使運行不同操作系統的計算機的應用進程能夠互相通信，就必須用統一的方法（而這種方法必須與特定操作系統無關）對TCP/IP體系的應用進程進行標志。
解決這個問題的方法就是在運輸層使用協議埠號，或通常簡稱為埠。這就是說，雖然通信的終點是應用進程，但只要把所傳送的報文交到目的主機的某個合適的目的埠，剩下的工作（即最後交付目的進程）就由TCP或UDP來完成。
在協議棧層間的抽象的協議埠是軟體埠，和路由器或交換機上的硬體埠是完全不同的概念。軟體埠是應用層的各種協議進程與運輸實體進行層間交互的一種地址。
TCP/IP的運輸層用一個16位埠號來標志一個埠。但請注意，埠號只具有本地意義，它只是為了標志本計算機應用層中的各個進程在和運輸層交互時的層間介面。在互聯網不同計算機中，相同的埠號是沒有關聯的。
兩個計算機中的進程要互相通信，不僅必須知道對方的IP地址（為了找到對方的計算機），而且要知道對方的埠號（為了找到對方計算機中的應用進程）。
因此運輸層的埠號分為下面的兩大類：
用戶數據報協議UDP只在IP的數據報服務之上增加了很少一點的功能，這就是復用和分用的功能以及差錯檢測的功能。
UDP的主要特點是：
用戶數據報UDP有兩個欄位：數據欄位和首部欄位。首部欄位很簡單，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。各欄位意義如下：
當運輸層從IP層收到UDP數據報時，就根據首部中的目的埠，把UDP數據報通過相應的埠，上交最後的終點——應用進程。
如果接收方UDP發現收到的報文中的目的埠號不正確(即不存在對應於該埠號的應用進程)，就丟棄該報文，並由網際控制報文協議ICMP發送「埠不可達」差錯報文給發送方。
UDP用戶數據報首部中檢驗和的計算方法有些特殊。在計算檢驗和時，要在UDP用戶 數據報之前增加12個位元組的偽首部。所謂「偽首部」是因為這種偽首部並不是UDP用戶數 據報真正的首部。只是在計算檢驗和時，臨時添加在UDP用戶數據報前面，得到一個臨時的 UDP用戶數據報。檢驗和就是按照這個臨時的UDP用戶數據報來計算的。偽首部既不向下傳
送也不向上遞交，而僅僅是為了計算檢驗和。
UDP計算檢驗和的方法和計算IP數據報首部檢驗和的方法相似。但不同的是：IP數據 報的檢驗和只檢驗IP數據報的首部，但UDP的檢驗和是把首部和數據部分一起都檢驗。
TCP是TCP/IP體系中非常復雜的一個協議，下面介紹TCP最主要的特點：
前面己經講過，每一條TCP連接有兩個端點，TCP連接的端點叫做套接字或插口。埠號拼接到IP地址即 構成了套接字。
因此，套接字的表示方法是在點分十進制的IP地址後面寫上埠號，中間用冒號或逗號隔開，例如說：
每一條TCP連接唯一地被通信兩端的兩個端點(即兩個套接字)所確定，例如：
這里IP1和IP2分別是兩個端點主機的IP地址，而port1和port2分別是兩個端點主機中的埠號。TCP連接的兩個套接字就是socket1和socket2。
總之，TCP連接就是由協議軟體所提供的一種抽象。
雖然有時為了方便，我們也可以說，在一個應用進程和另一個應用進程之間建立了一條TCP連接，但一定要記住：TCP連 接的端點是個很抽象的套接字，即(IP地址：埠號)。
我們知道，TCP發送的報文段是交給IP層傳送的。但IP層只能提供盡最大努力服務，也就是說，TCP下面的網路所提供的是不可靠的傳輸。因此，TCP必須釆用適當的措施才能使得兩個運輸層之間的通信變得可靠。
「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。
停止等待協議有以下四種情況：
停止等待協議的優點是簡單，但缺點是信道利用率太低。
信道利用率U可以用以下公式計算：
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，而是釆用流水線傳輸，這種傳輸方式可以獲得很高的信道利用率。
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，但不涉及許多細節問題。
發送方維持的發送窗口，它的意義是：位於發送窗口內的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。
如果原來己經發送了前5個分組，那麼現在就可以發送窗口內的第6個分組了。
接收方一般都是釆用累積確認的方式。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，這就表示：到這個分組為止的所有分組都已正確收到了。
累積確認有優點也有缺點。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。
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）。
TCP雖然是面向位元組流的，但TCP傳送的數據單元卻是報文段。一個TCP報文段分為首部和數據兩部分，而TCP的全部功能都體現在它首部中各欄位的作用。
TCP報文段首部的前20個位元組是固定的，後面有4n位元組是根據需要而增加的選項。因此TCP首部的最小長度是20位元組。
首部固定部分各欄位的意義如下：
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為止的數據已經收到了）。
A的發送窗口表示：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。凡是已經發送過的數據，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。發送窗口後沿的變化情況有兩種可能，即不動（沒有收到新的確認）和前移（收到了新的確認）。
發送窗口裡面的序號表示允許發送的序號。窗口越大，發送方就可以在收到對方確認之前連續發送更多的數據，因而可能獲得更高的傳輸效率。但A的發送窗口一定不能超過B的接收窗口數值。
發送窗口前沿的前面部分表示不允許發送的。發送窗口前沿通常是不斷向前移動，但也有可能不動。這對應於兩種情況：一是沒有收到新的確認，對方通知的窗口大小也不變；二是收到了 新的確認但對方通知的窗口縮小了，使得發送窗口前沿正好不動。
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。
從以上所述可以看出，要描述一個發送窗口的狀態需要三個指針：P1，P2和P3，小於P1的是已發送並已收到確認的部分，而大於P3的是不允許發送的部分：
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，並且已經交付主機了。因此在B可以不再保留這些數據。接收窗口內的序號（31〜50）是允許接收的。
此時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），而不能是32或33。
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，只能先暫存在接收窗口中。
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(圖5-18)。由於A的發送窗口己滿，可用窗口已減小到零，因此必須停止發送。為了保證可靠傳輸，A只能認為B還沒有收到這些數據。於是，A在經過一段時間後(由超時計時器控制)就重傳這部分數據，重新設置超時計時器，直到收到B的確認為止。
CP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。
如果把超時重傳 時間設置得太短，就會引起很多報文段的不必要的重傳，使網路負荷增大。但若把超時重傳 時間設置得過長，則又使網路的空閑時間增大，降低了傳輸效率。
那麼，運輸層的超時計時器的超時重傳時間究竟應設置為多大呢？
TCP釆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RTT s 。
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RTT s ：
顯然，超時計時器設置的超時重傳時間RTO應略大於上面得 出的加權平均往返時間RTT s ，所以RTO應該這樣計算。
而RTT D 是RTT的偏差的加權平均值，它與RTTs和新的RTT樣本之差有關。
現在發送出一個報文段，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？
Kam演算法進行修正。方法是：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舊的重傳時間的2倍。當不再發生報文段的重傳時，才根據上面給出的式子計算超時重傳時間。
現在還有一個問題沒有討論。這就是若收到的報文段無差錯，只是未按序號，中間還缺少一些序號的數據，那麼能否設法只傳送缺少的數據而不重傳已經正確到達接收方的數據？答案是可以的。選擇確認就是一種可行的處理方法。
舉一個例子來說明選擇確認的工作原理。TCP的接收方在接收對方發送過來的數據位元組流的序號不連續，結果就形成了一些不連續的位元組塊。
可以看出，序號1〜1000收到了，但序號1001〜1500沒有收到。接下來的位元組流又收到了，可是又缺少了3001〜3500。再後面從序號4501起又沒有收到。
也就是說，接收方收到了和前面的位元組流不連續的兩個位元組塊。如果這些位元組的序號都在接收窗口之內，那麼接收方就先收下這些數據，但要把這些信息准確地告訴發送方，使發送方不要再重復發送這些已收到的數據。
一般說來，我們總是希望數據傳輸得更快一些。但如果發送方把數據發送得過快，接 收方就可能來不及接收，這就會造成數據的丟失。所謂流量控制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。
設A向B發送數據。在連接建立時，B告訴了A：「我的接收窗口rwnd = 400」。因此，發送方的發送窗口不能超過接收方給出的接收窗口的數值。
我們應注意到，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。
TCP協議使得在發送方不發送很小的報文段的同時，接收方也不要 在緩存剛剛有了一點小的空間就急忙把這個很小的窗口大小信息通知給發送方。
在計算機網路中的鏈路容量（即帶寬）、交換結點中的緩存和處理機等，都是網路的資源。在某段時間，若對網路中某一資源的需求超過了該資源所能提供的可用部分，網路的性能就要變壞。這種情況就叫做擁塞，即對資源需求之和 > 可用資源。
網路擁塞往往是由許多因素引起的。簡單地將處理機的速率提高或簡單地擴大緩存的存儲空間，可能會使上述情況緩解一些，但往往又會將瓶頸轉移到其他地方。問題的實質往往是整個系統的各個部分不匹配。只有所有的部分都平衡了，問題才會得到解決。
擁塞控制與流量控制的關系密切，它們之間也存在著一些差別。擁塞控制就是防止過多的數據注入到網路中，這樣可以使網路中的路由器或鏈路不致過載。流量控制往往是指點對點通信量的控制，是個端到端的問題（接收端控制發送端）。
下圖中橫坐標是提供的負載，代表單位時間內輸入給網路的分組數目。縱坐標是吞吐量，代表單位時間內從網路輸出的分組數目。
實踐證明，擁塞控制是很難設計的，因為它是一個動態的(而不是靜態的)問題。
從大的方面看，可以分為 開環控制 和 閉環控制 兩種方法：
TCP進行擁塞控制的演算法有四種，即慢開始、擁塞避免、快重傳和快恢復。
為了集中精力討論擁塞控制，我們假定：
擁塞控制也叫做基於窗口的擁塞控制。為此，發送方維持一個叫做擁塞窗口cwnd的狀態變數。擁塞窗口的大小取決於網路的擁塞程度，並且動態地在變化。發送方讓自己的發送窗口等於擁塞窗口。
發送方控制擁塞窗口的原則是：只要網路沒有出現擁塞，擁塞窗口就可以再增大一些，以便把更多的分組發送出去，這樣就可以提高網路的利用率。但只要網路出現擁塞或有可能出現擁塞，就必須把擁塞窗口減小一些，以減少注入到網路中的分組數，以便緩解網路出現的擁塞。
發送方又是如何知道網路發生了擁塞呢？我們知道，當網路發生擁塞時，路由器就要丟棄分組。因此只要發送方沒有按時收到應當到達的確認報文，也就是說，只要出現了超時，就可以猜想網路可能出現了擁塞。現在通信線路的傳輸質量一般都很好，因傳輸出差錯而丟棄分組的概率是很小的(遠小於1%)。因此，判斷網路擁塞的依據就是出現了超時。
慢開始演算法的思路是這樣的：當主機開始發送數據時，由於並不清楚網路的負荷情況，所以如果立即把大量數據位元組注入到網路，那麼就有可能引起網路發生擁塞。因此我們由小到大逐漸增大擁塞窗口數值。
新的RFC5681把初始擁塞窗口cwnd設置為不超過2至4個SMSS（發送方的最大報文段）的數值。慢開始規定，在每收到一個對新的報文段的確認後，可以把擁塞窗口增加最多一個SMSS的數值。
下面用例子說明慢開始演算法的原理。在一開始發送方先設置cwnd = 1,發送第一個報文段M1，接收方收到後確認M1。發送 方收到對M1的確認後，把cwnd從1增大到2,於是發送方接著發送M2和M3兩個報文 段。接收方收到後發回對M2和M3的確認。發送方每收到一個對新報文段的確認（重傳的不算在內）就使發送方的擁塞窗口加1,因此發送方在收到兩個確認後，cwnd就從2增大到4,並可發送M4〜M7共4個報文段。
與慢開始演算法相輔助的演算法是擁塞避免演算法。
擁塞避免演算法的思路是讓擁塞窗口 cwnd緩慢地增大，即每經過一個往返時間RTT就 把發送方的擁塞窗口cwnd加1，而不是像慢開始階段那樣加倍增長。在擁塞避免階段，擁塞窗口 cwnd按線性規律緩慢增長，比慢開始演算法的擁塞窗口增長速率緩慢得多。
為了防止擁塞窗口 cwnd增長過大引起網路擁塞，還需要設置一個慢開始門限ssthresh 狀態變數。慢開始門限ssthresh的用法如下：
下面用圖片說明慢開始演算法和擁塞避免演算法相互配合的原理。
其中ssthresh的初始值設置為16，開始時使用慢開始演算法，成指數性增長，當到達ssthresh值時，TCP協議預測可能會出現擁塞，所以開始使用避免擁塞演算法，成線性增長，當發生超時重傳時，立即減小擁塞窗口，重復上述步驟。
但是，有時，個別報文段會在網路中丟失，但實際上網路並未發生擁塞。如果發送方遲遲收 不到確認，就會產生超時，就會誤認為網路發生了擁塞。這就導致發送方錯誤地啟動慢開 始，把擁塞窗口cwnd又設置為1,因而降低了傳輸效率。
釆用快重傳演算法可以解決上述問題。快重傳演算法可以讓發送方盡早知道發生了個別報文段的丟失。快重傳演算法首先要求接收方不要等待自己發送數據時才進行捎帶確認，而是要立即發送確認，即使收到了失序的報文段也要立即發出對已收到的報文段的重復確認。
下面舉一個例子來說明快重傳演算法的原理。接收方收到了M1和M2後都分別及時發出了確認。現假定接收方沒有收到M3但卻收到了 M4。本來接收方可以什麼都不做。但按照快重傳演算法，接收方必須立即發送對M2的重復確認，以便讓發送方及 早知道接收方沒有收到報文段M3。發送方接著發送M5和M6。接收方收到後也仍要再次分別發出對M2的重復確認。這樣，發送方共收到了接收方的4個對M2的確認，其中後3個都是重復確認。快重傳演算法規定，發送方只要一連收到3個重復確認，就知道接收方確實沒 有收到報文段M3，因而應當立即進行重傳（即「快重傳」），這樣就不會出現超時，發送方也不就會誤認為出現了網路擁塞。
快恢復演算法與快重傳演算法配合使用，當使用快重傳演算法發現是由於數據丟失而引起的超時（不是網路擁塞引起的），就使用快恢復演算法，此時發送方調整門限值ssthresh=cwnd/2，同時設置擁塞窗口cwnd=ssthresh，並開始執行擁塞避免演算法。
慢開始、擁塞避免、快重傳和快恢復這四種演算法相輔相成，構成了TCP的擁塞控制。
網路層的策略對TCP擁塞控制影響最大的就是路由器的分組丟棄策略。在最簡單的情 況下，路由器的隊列通常都是按照「先進先出」的規則處理到來的分組。
由於隊列長度總是有限的，因此當隊列已滿時，以後再到達的所有分組(如果能夠繼續排隊，這些分組都將排在隊列的尾部)將都被丟棄。這就叫做尾部丟棄策略。
路由器的尾部丟棄往往會導致一連串分組的丟失，這就使發送方出現超時重傳，使 TCP進入擁塞控制的慢開始狀態，結果使TCP連接的發送方突然把數據的發送速率降低到 很小的數值。更為嚴重的是，在網路中通常有很多的TCP連接(它們有不同的源點和終 點)，這些連接中的報文段通常是復用在網路層的IP數據報中傳送。在這種情況下，若發生了路由器中的尾部丟棄，就可能會同時影響到很多條TCP連接，結果使這許多TCP連接在同一時間突然都進入到慢開始狀態。這在TCP的術語中稱為全局同步。
為了避免發生網路中的全局同步現象，可以使用主動隊列管理AQM。
所謂「主動」就是不要等到路由器的隊列長度已經達到最大值時才不得不丟棄後面到達的分組。這樣就太被動了。應當在隊列長度達到某個值得警惕的數值時 (即當網路擁塞有了某些擁塞徵兆時)，就主動丟棄到達的分組。這樣就提醒了發送方放慢發送的速率，因而有可能使網路擁塞的程度減輕，甚至不出現網路擁塞。
TCP是面向連接的協議。運輸連接是用來傳送TCP報文的。TCP運輸連接的建立和釋放是每一次面向連接的通信中必不可少的過程。因此，運輸連接就有三個階段，即：連接建立、數據傳送和連接釋放。運輸連接的管理就是使運輸連接的建立和釋放都能正常地進行。
在TCP連接建立過程中要解決以下三個問題：
TCP連接的建立釆用客戶伺服器方式。主動發起連接建立的應用進程叫做客戶，而被動等待連接建立的應用進程叫做伺服器。
TCP建立連接的過程叫做握手，握手需要在客戶和伺服器之間交換三個TCP報文段。
下面舉一個例子來說明TCP建立連接的過程。假定主機A運行的是TCP客戶程序，而B運行TCP伺服器程序。最初兩端的TCP進程都處於CLOSED（關閉）狀態。圖中在主機下面的方框分別是TCP進程所處的狀態。請注意，在本例中，A主動打開連接，而B被動打開連接。
一開始，B的TCP伺服器進程先創建傳輸控制塊TCB，准備接受客戶進程的連接請求。然後伺服器進
Ⅲ 計算機網路自學筆記:TCP
如果你在學習這門課程，僅僅為了理解網路工作原理，那麼只要了解TCP是可靠傳輸，數據傳輸丟失時會重傳就可以了。如果你還要參加研究生考試或者公司面試等，那麼下面內容很有可能成為考查的知識點，主要的重點是序號/確認號的編碼、超時定時器的設置、可靠傳輸和連接的管理。
1 TCP連接
TCP面向連接，在一個應用進程開始向另一個應用進程發送數據之前，這兩個進程必須先相互「握手」，即它們必須相互發送某些預備報文段，以建立連接。連接的實質是雙方都初始化與連接相關的發送/接收緩沖區，以及許多TCP狀態變數。
這種「連接」不是一條如電話網路中端到端的電路，因為它們的狀態完全保留在兩個端系統中。
TCP連接提供的是全雙工服務 ，應用層數據就可在從進程B流向進程A的同時，也從進程A流向進程B。
TCP連接也總是點對點的 ，即在單個發送方與單個接收方之間建立連接。
一個客戶機進程向伺服器進程發送數據時，客戶機進程通過套接字傳遞數據流。
客戶機操作系統中運行的 TCP軟體模塊首先將這些數據放到該連接的發送緩存里 ，然後會不時地從發送緩存里取出一塊數據發送。
TCP可從緩存中取出並放入報文段中發送的數據量受限於最大報文段長MSS，通常由最大鏈路層幀長度來決定(也就是底層的通信鏈路決定)。 例如一個鏈路層幀的最大長度1500位元組，除去數據報頭部長度20位元組，TCP報文段的頭部長度20位元組，MSS為1460位元組。
報文段被往下傳給網路層，網路層將其封裝在網路層IP數據報中。然後這些數據報被發送到網路中。
當TCP在另一端接收到一個報文段後，該報文段的數據就被放人該連接的接收緩存中。應用程序從接收緩存中讀取數據流(注意是應用程序來讀，不是操作系統推送)。
TCP連接的每一端都有各自的發送緩存和接收緩存。
因此TCP連接的組成包括:主機上的緩存、控制變數和與一個進程連接的套接字變數名，以及另一台主機上的一套緩存、控制變數和與一個進程連接的套接字。
在這兩台主機之間的路由器、交換機中，沒有為該連接分配任何緩存和控制變數。
2報文段結構
TCP報文段由首部欄位和一個數據欄位組成。數據欄位包含有應用層數據。
由於MSS限制了報文段數據欄位的最大長度。當TCP發送一個大文件時，TCP通常是將文件劃分成長度為MSS的若干塊。
TCP報文段的結構。
首部包括源埠號和目的埠號，它用於多路復用/多路分解來自或送至上層應用的數據。另外，TCP首部也包括校驗和欄位。報文段首部還包含下列欄位:
32比特的序號欄位和32比特的確認號欄位。這些欄位被TCP發送方和接收方用來實現可靠數據傳輸服務。
16比特的接收窗口欄位，該欄位用於流量控制。該欄位用於指示接收方能夠接受的位元組數量。
4比特的首部長度欄位,該欄位指示以32比特的字為單位的TCP首部長度。一般TCP首部的長度就是20位元組。
可選與變長的選項欄位,該欄位用於當發送方與接收方協商最大報文段長度，或在高速網路環境下用作窗口調節因子時使用。
標志欄位ACK比特用於指示確認欄位中的ACK值的有效性，即該報文段包括一個對已被成功接收報文段的確認。 SYN和FIN比特用於連接建立和拆除。 PSH、URG和緊急指針欄位通常沒有使用。
•序號和確認號
TCP報文段首部兩個最重要的欄位是序號欄位和確認號欄位。
TCP把數據看成一個無結構的但是有序的位元組流。TCP序號是建立在傳送的位元組流之上，而不是建立在傳送的報文段的序列之上。
一個報文段的序號是該報文段首位元組在位元組流中的編號。
例如，假設主機A上的一個進程想通過一條TCP連接向主機B上的一個進程發送一個數據流。主機A中的TCP將對數據流中的每一個位元組進行編號。假定數據流由一個包含4500位元組的文件組成(可以理解為應用程序調用send函數傳遞過來的數據長度)，MSS為1000位元組(鏈路層一次能夠傳輸的位元組數)，如果主機決定數據流的首位元組編號是7。TCP模塊將為該數據流構建5個報文段(也就是分5個IP數據報)。第一個報文段的序號被賦為7;第二個報文段的序號被賦為1007,第三個報文段的序號被賦為2007，以此類推。前面4個報文段的長度是1000，最後一個是500。
確認號要比序號難理解一些。前面講過，TCP是全雙工的，因此主機A在向主機B發送數據的同時，也可能接收來自主機B的數據。從主機B到達的每個報文段中的序號欄位包含了從B流向A的數據的起始位置。 因此主機B填充進報文段的確認號是主機B期望從主機A收到的下一報文段首位元組的序號。
假設主機B已收到了來自主機A編號為7-1006的所有位元組，同時假設它要發送一個報文段給主機A。主機B等待主機A的數據流中位元組1007及後續所有位元組。所以，主機B會在它發往主機A的報文段的確認號欄位中填上1007。
再舉一個例子，假設主機B已收到一個來自主機A的包含位元組7-1006的報文段，以及另一個包含位元組2007-3006的報文段。由於某種原因，主機A還沒有收到位元組1007-2006的報文段。
在這個例子中，主機A為了重組主機B的數據流，仍在等待位元組1007。因此，A在收到包含位元組2007-3006的報文段時，將會又一次在確認號欄位中包含1007。 因為TCP只確認數據流中至第一個丟失報文段之前的位元組數據，所以TCP被稱為是採用累積確認。
TCP的實現有兩個基本的選擇:
1接收方立即丟棄失序報文段;
2接收方保留失序的位元組，並等待缺少的位元組以填補該間隔。
一條TCP連接的雙方均可隨機地選擇初始序號。 這樣做可以減少將那些仍在網路中的來自兩台主機之間先前連接的報文段，誤認為是新建連接所產生的有效報文段的可能性。
•例子telnet
Telnet由是一個用於遠程登錄的應用層協議。它運行在TCP之上，被設計成可在任意一對主機之間工作。
假設主機A發起一個與主機B的Telnet會話。因為是主機A發起該會話，因此主機A被標記為客戶機，主機B被標記為伺服器。用戶鍵入的每個字元(在客戶機端)都會被發送至遠程主機。遠程主機收到後會復制一個相同的字元發回客戶機，並顯示在Telnet用戶的屏幕上。這種「回顯」用於確保由用戶發送的字元已經被遠程主機收到並處理。因此，在從用戶擊鍵到字元顯示在用戶屏幕上之間的這段時間內，每個字元在網路中傳輸了兩次。
現在假設用戶輸入了一個字元「C」，假設客戶機和伺服器的起始序號分別是42和79。前面講過，一個報文段的序號就是該報文段數據欄位首位元組的序號。因此，客戶機發送的第一個報文段的序號為42，伺服器發送的第一個報文段的序號為79。前面講過，確認號就是主機期待的數據的下一個位元組序號。在TCP連接建立後但沒有發送任何數據之前，客戶機等待位元組79，而伺服器等待位元組42。
如圖所示，共發了3個報文段。第一個報文段是由客戶機發往伺服器，其數據欄位里包含一位元組的字元「C」的ASCII碼，其序號欄位里是42。另外，由於客戶機還沒有接收到來自伺服器的任何數據，因此該報文段中的確認號欄位里是79。
第二個報文段是由伺服器發往客戶機。它有兩個目的:第一個目的是為伺服器所收到的數據提供確認。伺服器通過在確認號欄位中填入43，告訴客戶機它已經成功地收到位元組42及以前的所有位元組，現在正等待著位元組43的出現。第二個目的是回顯字元「C」。因此，在第二個報文段的數據欄位里填入的是字元「C」的ASCII碼，第二個報文段的序號為79，它是該TCP連接上從伺服器到客戶機的數據流的起始序號，也是伺服器要發送的第一個位元組的數據。
這里客戶機到伺服器的數據的確認被裝載在一個伺服器到客戶機的數據的報文段中，這種確認被稱為是捎帶確認.
第三個報文段是從客戶機發往伺服器的。它的唯一目的是確認已從伺服器收到的數據。
3往返時延的估計與超時
TCP如同前面所講的rdt協議一樣，採用超時/重傳機制來處理報文段的丟失問題。最重要的一個問題就是超時間隔長度的設置。顯然，超時間隔必須大於TCP連接的往返時延RTT，即從一個報文段發出到收到其確認時。否則會造成不必要的重傳。
•估計往返時延
TCP估計發送方與接收方之間的往返時延是通過採集報文段的樣本RTT來實現的，就是從某報文段被發出到對該報文段的確認被收到之間的時間長度。
也就是說TCP為一個已發送的但目前尚未被確認的報文段估計sampleRTT，從而產生一個接近每個RTT的采樣值。但是，TCP不會為重傳的報文段計算RTT。
為了估計一個典型的RTT，採取了某種對RTT取平均值的辦法。TCP據下列公式來更新
EstimatedRTT=(1-)*EstimatedRTT+*SampleRTT
即估計RTT的新值是由以前估計的RTT值與sampleRTT新值加權組合而成的。
參考值是a=0.125，因此是一個加權平均值。顯然這個加權平均對最新樣本賦予的權值
要大於對老樣本賦予的權值。因為越新的樣本能更好地反映出網路當前的擁塞情況。從統計學觀點來講，這種平均被稱為指數加權移動平均
除了估算RTT外，還需要測量RTT的變化，RTT偏差的程度，因為直接使用平均值設置計時器會有問題(太靈敏)。
DevRTT=(1-β)*DevRTT+β*|SampleRTT-EstimatedRTT|
RTT偏差也使用了指數加權移動平均。B取值0.25.
•設置和管理重傳超時間隔
假設已經得到了估計RTT值和RTT偏差值，那麼TCP超時間隔應該用什麼值呢?TCP將超時間隔設置成大於等於估計RTT值和4倍的RTT偏差值,否則將造成不必要的重傳。但是超時間隔也不應該比估計RTT值大太多，否則當報文段丟失時，TCP不能很快地重傳該報文段，從而將給上層應用帶來很大的數據傳輸時延。因此，要求將超時間隔設為估計RTT值加上一定餘量。當估計RTT值波動較大時，這個余最應該大些;當波動比較小時，這個餘量應該小些。因此使用4倍的偏差值來設置重傳時間。
TimeoutInterval=EstimatedRTT+4*DevRTT
4可信數據傳輸
網際網路的網路層服務是不可靠的。IP不保證數據報的交付，不保證數據報的按序交付，也不保證數據報中數據的完整性。
TCP在IP不可靠的盡力而為服務基礎上建立了一種可靠數據傳輸服務。
TCP提供可靠數據傳輸的方法涉及前面學過的許多原理。
TCP採用流水線協議、累計確認。
TCP推薦的定時器管理過程使用單一的重傳定時器，即使有多個已發送但還未被確認的報文段也一樣。重傳由超時和多個ACK觸發。
在TCP發送方有3種與發送和重傳有關的主要事件:從上層應用程序接收數據，定時器超時和收到確認ACK。
從上層應用程序接收數據。一旦這個事件發生，TCP就從應用程序接收數據，將數據封裝在一個報文段中，並將該報文段交給IP。注意到每一個報文段都包含一個序號，這個序號就是該報文段第一個數據位元組的位元組流編號。如果定時器還沒有計時，則當報文段被傳給IP時，TCP就啟動一個該定時器。
第二個事件是超時。TCP通過重傳引起超時的報文段來響應超時事件。然後TCP重啟定時器。
第三個事件是一個來自接收方的確認報文段(ACK)。當該事件發生時，TCP將ACK的值y與變數SendBase(發送窗口的基地址)進行比較。TCP狀態變數SendBase是最早未被確認的位元組的序號。就是指接收方已正確按序接收到數據的最後一個位元組的序號。TCP採用累積確認，所以y確認了位元組編號在y之前的所有位元組都已經收到。如果Y>SendBase,則該ACK是在確認一個或多個先前未被確認的報文段。因此發送方更新其SendBase變數，相當於發送窗口向前移動。
另外，如果當前有未被確認的報文段，TCP還要重新啟動定時器。
快速重傳
超時觸發重傳存在的另一個問題是超時周期可能相對較長。當一個報文段丟失時，這種長超時周期迫使發送方等待很長時間才重傳丟失的分組，因而增加了端到端時延。所以通常發送方可在超時事件發生之前通過觀察冗餘ACK來檢測丟包情況。
冗餘ACK就是接收方再次確認某個報文段的ACK，而發送方先前已經收到對該報文段的確認。
當TCP接收方收到一個序號比所期望的序號大的報文段時，它認為檢測到了數據流中的一個間隔，即有報文段丟失。這個間隔可能是由於在網路中報文段丟失或重新排序造成的。因為TCP使用累計確認，所以接收方不向發送方發回否定確認，而是對最後一個正確接收報文段進行重復確認(即產生一個冗餘ACK)
如果TCP發送方接收到對相同報文段的3個冗餘ACK.它就認為跟在這個已被確認過3次的報文段之後的報文段已經丟失。一旦收到3個冗餘ACK，TCP就執行快速重傳 ，
即在該報文段的定時器過期之前重傳丟失的報文段。
5流量控制
前面講過，一條TCP連接雙方的主機都為該連接設置了接收緩存。當該TCP連接收到正確、按序的位元組後，它就將數據放入接收緩存。相關聯的應用進程會從該緩存中讀取數據，但沒必要數據剛一到達就立即讀取。事實上，接收方應用也許正忙於其他任務，甚至要過很長時間後才去讀取該數據。如果應用程序讀取數據時相當緩慢，而發送方發送數據太多、太快，會很容易使這個連接的接收緩存溢出。
TCP為應用程序提供了流量控制服務以消除發送方導致接收方緩存溢出的可能性。因此，可以說 流量控制是一個速度匹配服務，即發送方的發送速率與接收方應用程序的讀速率相匹配。
前面提到過，TCP發送方也可能因為IP網路的擁塞而被限制，這種形式的發送方的控制被稱為擁塞控制(congestioncontrol)。
TCP通過讓接收方維護一個稱為接收窗口的變數來提供流量控制。接收窗口用於告訴發送方，該接收方還有多少可用的緩存空間。因為TCP是全雙工通信，在連接兩端的發送方都各自維護一個接收窗口變數。 主機把當前的空閑接收緩存大小值放入它發給對方主機的報文段接收窗口欄位中，通知對方它在該連接的緩存中還有多少可用空間。
6 TCP連接管理
客戶機中的TCP會用以下方式與伺服器建立一條TCP連接:
第一步: 客戶機端首先向伺服器發送一個SNY比特被置為1報文段。該報文段中不包含應用層數據，這個特殊報文段被稱為SYN報文段。另外，客戶機會選擇一個起始序號，並將其放置到報文段的序號欄位中。為了避免某些安全性攻擊，這里一般隨機選擇序號。
第二步: 一旦包含TCP報文段的用戶數據報到達伺服器主機，伺服器會從該數據報中提取出TCPSYN報文段，為該TCP連接分配TCP緩存和控制變數，並向客戶機TCP發送允許連接的報文段。這個允許連接的報文段還是不包含應用層數據。但是，在報文段的首部卻包含3個重要的信息。
首先，SYN比特被置為1。其次，該 TCP報文段首部的確認號欄位被置為客戶端序號+1最後，伺服器選擇自己的初始序號，並將其放置到TCP報文段首部的序號欄位中。 這個允許連接的報文段實際上表明了:「我收到了你要求建立連接的、帶有初始序號的分組。我同意建立該連接，我自己的初始序號是XX」。這個同意連接的報文段通常被稱為SYN+ACK報文段。
第三步: 在收到SYN+ACK報文段後，客戶機也要給該連接分配緩存和控制變數。客戶機主機還會向伺服器發送另外一個報文段，這個報文段對伺服器允許連接的報文段進行了確認。因為連接已經建立了，所以該ACK比特被置為1，稱為ACK報文段，可以攜帶數據。
一旦以上3步完成，客戶機和伺服器就可以相互發送含有數據的報文段了。
為了建立連接，在兩台主機之間發送了3個分組，這種連接建立過程通常被稱為 三次握手(SNY、SYN+ACK、ACK，ACK報文段可以攜帶數據) 。這個過程發生在客戶機connect()伺服器，伺服器accept()客戶連接的階段。
假設客戶機應用程序決定要關閉該連接。(注意，伺服器也能選擇關閉該連接)客戶機發送一個FIN比特被置為1的TCP報文段，並進人FINWAIT1狀態。
當處在FINWAIT1狀態時，客戶機TCP等待一個來自伺服器的帶有ACK確認信息的TCP報文段。當它收到該報文段時，客戶機TCP進入FINWAIT2狀態。
當處在FINWAIT2狀態時，客戶機等待來自伺服器的FIN比特被置為1的另一個報文段，
收到該報文段後，客戶機TCP對伺服器的報文段進行ACK確認，並進入TIME_WAIT狀態。TIME_WAIT狀態使得TCP客戶機重傳最終確認報文，以防該ACK丟失。在TIME_WAIT狀態中所消耗的時間是與具體實現有關的，一般是30秒或更多時間。
經過等待後，連接正式關閉，客戶機端所有與連接有關的資源將被釋放。 因此TCP連接的關閉需要客戶端和伺服器端互相交換連接關閉的FIN、ACK置位報文段。
Ⅳ 在計算機網路中，「帶寬」這一術語表示
帶寬又叫頻寬是指在固定的的時間可傳輸的資料數量，亦即在傳輸管道中可以傳遞數據的能力。在數字設備中，頻寬通常以bps表示，即每秒可傳輸之位數。在模擬設備中，頻寬通常以每秒傳送周期或赫茲Hertz (Hz)來表示。頻寬對基本輸出入系統 (BIOS ) 設備尤其重要，如快速磁碟驅動器會受低頻寬的匯流排所阻礙。
單位時間內能夠在線路上傳送的數據量，常用的單位是bps(bit per second)
計算機網路的帶寬是指網路可通過的最高數據率，即每秒多少比特。
描述帶寬時常常把「比特/秒」省略。
例如，帶寬是 10 M，實際上是 10 Mb/s。
這里的 M 是 10^6。
在網路中有兩種不同的速率：
信號（即電磁波）在傳輸媒體上的傳播速率（米/秒，或公里/秒）
計算機向網路發送比特的速率（比特/秒）
這兩種速率的意義和單位完全不同。
在理解帶寬這個概念之前，我們首先來看一個公式：帶寬=時鍾頻率x匯流排位數/8，從公式中我們可以看到，帶寬和時鍾頻率、匯流排位數是有著非常密切的關系的。其實在一個計算機系統中，不僅顯示器、內存有帶寬的概念，在一塊板卡上，帶寬的概念就更多了，完全可以說是帶寬無處不在。
那到底什麼是帶寬呢？帶寬的意義又是什麼？簡單的說，帶寬就是傳輸速率，是指每秒鍾傳輸的最大位元組數（MB/S），即每秒處理多少兆位元組，高帶寬則意味著系統的高處理能力。為了更形象地理解帶寬、位寬、時鍾頻率的關系，我們舉個比較形象的例子，工人加工零件，如果一個人干，在大家單個加工速度相同的情況下，肯定不如兩個人乾的多，帶寬就象是加工零件的總數量，位寬彷彿工人數量，時鍾工作頻率相當於加工單個零件的速度，位寬越寬，時鍾頻率越高則匯流排帶寬越大,其好處也是顯而易見的。
主板上通常會有兩塊比較大的晶元，一般將靠近CPU的那塊稱為北橋，遠離CPU的稱為南橋。北橋的作用是在CPU與內存、顯卡之間建立通信介面，它們與北橋連接的帶寬大小很大程度上決定著內存與顯卡效能的大小。南橋是負責計算機的I/O設備、PCL設備和硬碟，對帶寬的要求，相比較北橋而言，是要小一些的。而南北橋之間的連接帶寬一般就稱為南北橋帶寬。隨著計算機越來越向多媒體方向發展，南橋的功能也日益強大，對於南北橋間的連接匯流排帶寬也是提出了新的要求，在INTEL的9X5系列主板上，南北橋的帶寬將從以前一直為人所詬病的266MB/S發展到空前的2GB/S，一舉解決了南北橋間的帶寬瓶頸。
再來說說顯卡，玩游戲的朋友都曉得，當玩一些大製作游戲的時候，畫面有時候會卡的比較厲害。其實這就是顯卡帶寬不足的問題，再具體點說，這是顯存帶寬不足。眾所周知，目前當道的AGP介面是AGP 8X，而AGP匯流排的頻率是PCI匯流排的兩倍，也就是66MHz,很容易就可以換算出它的帶寬是2.1GB/S，在目前的環境下，這樣的帶寬就顯得很微不足道了，因為連最普通的ATI R9000的顯存帶寬都要達到400MHZ X 128Bit/8=6.4GB/s,其餘的高端顯卡更是不用說了。正因為如此，INTEL在最新的9X5晶元組中，採用了PCI-Express匯流排來替代老態龍鍾的AGP匯流排，與傳統PCI以及更早期的計算機匯流排的共享並行架構相比，PCI Express最大的特點是在設備間採用點對點串列連接,如此一來即允許每毀中個設備都有自己的專用連接，不纖唯山需要向整個匯流排請求帶寬，同時利用串列的連接特點將能輕松將數據傳輸速度提到一個很高的頻率。在傳輸速度上，由於PCI Express支持雙向傳輸模式，因此連接的每個裝置都可以使用最大帶寬。AGP所遇到的帶寬瓶頸也迎刃而解。
為了在實際使用計算機的過程中得到更多匯流排帶寬，根據帶寬的計算公式，一般會採取兩種辦法，一是增加匯流排速度，比如INTEL的P4 CPU和塞揚CPU就是最好的例子，一個是400匯流排，一個是533/800匯流排，在實際應用的效能就有了很大的區別（當然，二級緩存也是一個重要的因素）。另外一個常用的方法是增加匯流排的寬度，如果當它的時鍾速度一樣時，匯流排的寬度增加一倍，那麼盡管時鍾下降沿同未改變之前是相同而此時每次下降沿所傳輸的數據量卻是以前的兩倍，這一點在相同核心，但是顯存位寬卻不一樣的顯卡上表現特別明顯。
[u]Web Hosting[/u]
一些虛擬主機服務商會給頻寬以不同的含義。再這里，山昌頻寬幾乎變成了一個流量概念。意思是指定時間內的下行數據總量。意味著如果一個Web Hosting公司給你2GB每月的頻寬，那麼意味著你的用戶每月只能最多下載2GB的內容。In website hosting, bandwidth is the amount of information downloadable from the webserver over a prescribed period of time. In essence, it is the rate [data/time], but the time in this case is not seconds but rather a month or a week. So this rate is not like 56K or broadband, etc., which are also bandwidth but are measured per second. Web hosting companies often quote a monthly bandwidth limit for a website, for example 2GB/month. If visitors to the website download a total greater than 2GB in one month, the bandwidth limit will have been exceeded.
Ⅳ 計算機網路中確認幀是捎帶的是什麼意思
雖然很容易混淆，但是謝希仁說的很清楚，數據鏈路層使用自動重傳請求陸凱即arq協議來實現可靠傳輸，跟運輸層tcp協議機制非常接近所以在傳輸層講。鏈路層中發送的單位是幀，確認的是按序收到的最後一個幀編號，比如收到12456那麼他就只確認2，發含數送方就知道他起碼3沒收到，456還不清楚，如果是選擇重傳那就只需要發送3了，而這里既然是GBN那就只能退回直接重發3456，那麼接受方就直接確認6這個就是連續arq，也就是不用逐個確認。而tcp報文段是面向位元組的，每次確認的是按序收到的序號的下一個位元組（數據部分）序號，這就是傳輸層和鏈路層在確認序號上的差別，當然，tcp是選擇重傳的，不是後退，鏈路層如果不是連續arq那就退化成普通的停止等待了，也相當於在連續arq模式中把接受窗口大小設置為1，發送方每次就只能發送一個幀，發完就談悉首等確認。而現在底層傳輸一般比較穩定，因此連續arq就提高了信道的利用率得到廣泛使用
Ⅵ 誰會計算機網路這一題，求高手！！！
衛星鏈路的傳播時延是固定270ms的，這題目很坑，我網路了才知道這個信息，題目沒有提示，默認你知道傳播時延是多少。發送時延10ms，10/（10+270）=3.57%
Ⅶ 計算機網路
應用層（數據）：確定進程之間通信的性質以滿足用戶需要以及提供網路與用戶應用
表示層（數據）：主要解決用戶信息的語法表示問題，如加密解密
會話層（數據）：提供包括訪問驗證和會話管理在內的建立和維護應用之間通信的機制，如伺服器驗證用戶登錄便是由會話層完成的
傳輸層（段）：實現網路不同主機上用戶進程之間的數據通信，可靠
與不可靠的傳輸，傳輸層的錯誤檢測，流量控制等
網路層（包）：提供邏輯地址（IP）、選路，數據從源端到目的端的
傳輸
數據鏈路層（幀）：將上層數據封裝成襲枝幀，用MAC地址訪問媒介，錯誤檢測與修正
物理層（比特流）：設備之間比特流的傳輸，物理介面，電氣特性等
IP 地址編址方案將IP地址空間劃分為 A、B、C、D、E 五類，其中 A、B、C 是基本類，D、E 類作為多播和保留使用，為特殊地址。
A 類地址：以 0 開頭，第一個位元組范圍：0~127 。
B 類地址：以 10 開頭，第一個位元組范圍：128~191 。
C 類地址：以 110 開頭，第一個位元組范圍：192~223。
D 類地址：以 1110 開頭，第一個位元組范圍：224~239 。
E 類地址：以 1111 開頭，保留地址。
物理地址(MAC 地址)，是數據鏈路層和物理層使用的地址。
IP 地址是網路層和以上各層使用的地址，是一種邏輯地址。
其中 ARP 協議用於 IP 地址與物理地址的對應。
網路層的 ARP 協議完成了 IP 地址與物理地址的映射。
TCP(Transmission Control Protocol)，傳輸控制協議，是一種面向連接的、可靠的、基於位元組流的傳輸層通信協議。
主要特山耐點如下：
FTP ：定義了文件傳輸協議
Telnet ：它是一種用於遠程登陸
SMTP ：定義了簡單郵件傳送協議
POP3 ：它是和 SMTP 對應，POP3 用於接收郵件
HTTP ：從 Web 伺服器傳輸超文本到本地瀏覽器的傳送協議。
防止了伺服器端的一直等待而浪費資源
伺服器端准備為每個請求創建一個鏈接，並向其發送確認報文，然後等待客戶端進行確認後創建。如果此時客戶端一直不確認，會造成 SYN 攻擊，即SYN 攻擊，英文為 SYN Flood ，是一種典型的 DoS/DDoS 攻擊。
TCP 協議是一種面向連接的、可靠的、基於位元組流的運輸層通信協議。TCP 是全雙工模式，這就意味著：
TIME_WAIT 表示收到了對方的 FIN 報文，並發送出了 ACK 報文，就等 2MSL後即可回到 CLOSED 可用狀態了。如果 FIN_WAIT_1 狀態下，收到了對方同時帶 FIN 標志和 ACK 標志的報文時，可以直接進入到 TIME_WAIT 狀態，而無須經過 FIN_WAIT_2 狀態。
如果不等，釋放的埠可能會重連剛斷開的伺服器埠，這樣依然存活在網路里的老的 TCP 報文可能與新 TCP 連接報文沖突，造成數據沖突，為避免此種情況，需要耐心等待網路老的 TCP 連接的活躍報文全部死翹翹，2MSL 時間可以滿足這個需求（盡管非常保守）！
建立連接後，兩台主機就可以相互傳輸數據了。如下圖所示：
因為各種原因，TCP 數據包可能存在丟失的情況，TCP 會進行數據重傳。如下圖所示：
TCP 協議操作是圍繞滑動窗口 + 確認機制來進行的。
滑動窗口協議，是傳輸層進行流控的一種措施，接收方通過通告發送方自己的窗口大小，從而控制發送方的發送速度，從而達到防止發送方發送速度過快而導致自己被淹沒的目的。
TCP 的滑動窗口解決了端到端的流量控制問題，允許接受方對拍唯敏傳輸進行限制，直到它擁有足夠的緩沖空間來容納更多的數據。
計算機網路中的帶寬、交換結點中的緩存及處理機等都是網路的資源。在某段時間，若對網路中某一資源的需求超過了該資源所能提供的可用部分，網路的性能就會變壞，這種情況就叫做擁塞。
通過擁塞控制來解決。擁堵控制，就是防止過多的數據注入網路中，這樣可以使網路中的路由器或鏈路不致過載。注意，擁塞控制和流量控制不同，前者是一個 全局性 的過程，而後者指 點對點 通信量的控制。
擁塞控制的方法主要有以下四種：
1）慢開始
不要一開始就發送大量的數據，先探測一下網路的擁塞程度，也就是說由小到大逐漸增加擁塞窗口的大小。
2）擁塞避免
擁塞避免演算法，讓擁塞窗口緩慢增長，即每經過一個往返時間 RTT 就把發送方的擁塞窗口 cwnd 加 1 ，而不是加倍，這樣擁塞窗口按線性規律緩慢增長。
3）快重傳
快重傳，要求接收方在收到一個 失序的報文段 後就立即發出 重復確認 （為的是使發送方及早知道有報文段沒有到達對方），而不要等到自己發送數據時捎帶確認。
快重傳演算法規定，發送方只要一連收到三個重復確認，就應當立即重傳對方尚未收到的報文段，而不必繼續等待設置的重傳計時器時間到期。
4）快恢復
快重傳配合使用的還有快恢復演算法，當發送方連續收到三個重復確認時，就執行「乘法減小」演算法，把 ssthresh 門限減半。
UDP（User Data Protocol，用戶數據報協議），是與 TCP 相對應的協議。它是面向非連接的協議，它不與對方建立連接，而是直接就把數據包發送過去。
主要特點如下：
DNS ：用於域名解析服務
SNMP ：簡單網路管理協議
TFTP：簡單文件傳輸協議
TCP 只支持點對點通信；UDP 支持一對一、一對多、多對一、多對多的通信模式。
TCP 有擁塞控制機制；UDP 沒有擁塞控制，適合媒體通信，對實時應用很有用，如 直播，實時視頻會議等
既使用 TCP 又使用 UDP 。
HTTP 協議，是 Hyper Text Transfer Protocol（超文本傳輸協議）的縮寫，是用於從萬維網伺服器傳輸超文本到本地瀏覽器的傳送協議。
主要特點如下：
請求報文包含三部分：
a、請求行：包含請求方法、URI、HTTP版本信息
b、請求首部欄位
c、請求內容實體
響應報文包含三部分：
a、狀態行：包含HTTP版本、狀態碼、狀態碼的原因短語
b、響應首部欄位
c、響應內容實體
GET: 對伺服器資源的簡單請求。
POST: 用於發送包含用戶提交數據的請求。
HEAD：類似於 GET 請求，不過返回的響應中沒有具體內容，用於獲取報頭。
PUT：傳說中請求文檔的一個版本。
DELETE：發出一個刪除指定文檔的請求。
TRACE：發送一個請求副本，以跟蹤其處理進程。
OPTIONS：返回所有可用的方法，檢查伺服器支持哪些方法。
CONNECT：用於 SSL 隧道的基於代理的請求。
1.明文發送，內容可能被竊聽
2.不驗證通信方的身份，因此可能遭遇偽裝
3.無法證明報文的完整性，可能被篡改
綜上所述：
需要 IP 協議來連接網路，TCP 是一種允許我們安全傳輸數據的機制，使用 TCP 協議來傳輸數據的 HTTP 是 Web 伺服器和客戶端使用的特殊協議。HTTP 基於 TCP 協議，所以可以使用 Socket 去建立一個 TCP 連接。
HTTPS ，實際就是在 TCP 層與 HTTP 層之間加入了 SSL/TLS 來為上層的安全保駕護航，主要用到對稱加密、非對稱加密、證書，等技術進行客戶端與伺服器的數據加密傳輸，最終達到保證整個通信的安全性。
埠不同：HTTP 與 HTTPS 使用不同的連接方式，埠不一樣，前者是 80，後者是 443。
資源消耗：和 HTTP 通信相比，HTTPS 通信會由於加解密處理消耗更多的 CPU 和內存資源。
開銷：HTTPS 通信需要證書，而證書一般需要向認證機構申請免費或者付費購買。
SSL 協議即用到了對稱加密也用到了非對稱加密
1）客戶端發起 https 請求（就是用戶在瀏覽器里輸入一個 https 網址，然後連接到 server
的 443 埠）
2）服務端的配置（採用 https 協議的伺服器必須要有一套數字證書，可以自己製作，
也可以向組織申請，這套證書就是一對公鑰和私鑰，這是非對稱加密）。
3）傳輸證書（這個證書就是公鑰，只是包含了很多信息）
4）客戶端解析證書（由客戶端 tls 完成，首先驗證公鑰是否有效，若發現異常，則彈出
一個警示框，提示證書存在問題，若無問題，則生成一個隨機值（對稱加密的私鑰），然後用證書對隨機值進行加密）
5）傳輸加密信息（這里傳輸的是加密後的隨機值，目的是讓服務端得到這個隨機值，以後客戶端和服務端的通信就可以通過這個隨機值來進行加密了）
6）服務端解密信息（服務端用私鑰（非對稱加密）解密後得到了客戶端傳來的隨機值（對稱加密的私鑰），然後把通信內容通過該值（對稱加密的私鑰隨機值）進行對稱加密。所謂對稱加密就是，將信息和私鑰（對稱加密的私鑰）通過某種演算法混在一起，這樣除非知道私鑰（對稱加密的私鑰），不然無法獲取內容，而正好客戶端和服務端都知道這個私鑰（對稱加密的私鑰），所以只要加密演算法夠彪悍，私鑰夠復雜，數據就夠安全）
7）傳輸加密的信息
8）客戶端解密信息，用隨機數（對稱加密的私鑰）來解。
默認情況下建立 TCP 連接不會斷開，只有在請求報頭中聲明 Connection: close 才會在請求完成後關閉連接。
在 HTTP/1.0 中，一個伺服器在發送完一個 HTTP 響應後，會斷開 TCP 鏈接。但是這樣每次請求都會重新建立和斷開 TCP 連接，代價過大。所以雖然標准中沒有設定，某些伺服器對 Connection: keep-alive 的 Header 進行了支持。意思是說，完成這個 HTTP 請求之後，不要斷開 HTTP 請求使用的 TCP 連接。這樣的好處是連接可以被重新使用，之後發送 HTTP 請求的時候不需要重新建立 TCP 連接，以及如果維持連接，那麼 SSL 的開銷也可以避免.
如果維持持久連接，一個 TCP 連接是可以發送多個 HTTP 請求的。
HTTP/1.1 存在一個問題，單個 TCP 連接在同一時刻只能處理一個請求，在 HTTP/1.1 存在 Pipelining 技術可以完成這個多個請求同時發送，但是由於瀏覽器默認關閉，所以可以認為這是不可行的。在 HTTP2 中由於 Multiplexing 特點的存在，多個 HTTP 請求可以在同一個 TCP 連接中並行進行。
TCP 連接有的時候會被瀏覽器和服務端維持一段時間。TCP 不需要重新建立，SSL 自然也會用之前的。
有。Chrome 最多允許對同一個 Host 建立六個 TCP 連接。不同的瀏覽器有一些區別。
如果圖片都是 HTTPS 連接並且在同一個域名下，那麼瀏覽器在 SSL 握手之後會和伺服器商量能不能用 HTTP2，如果能的話就使用 Multiplexing 功能在這個連接上進行多路傳輸。不過也未必會所有掛在這個域名的資源都會使用一個 TCP 連接去獲取，但是可以確定的是 Multiplexing 很可能會被用到。
如果發現用不了 HTTP2 呢？或者用不了 HTTPS（現實中的 HTTP2 都是在 HTTPS 上實現的，所以也就是只能使用 HTTP/1.1）。那瀏覽器就會在一個 HOST 上建立多個 TCP 連接，連接數量的最大限製取決於瀏覽器設置，這些連接會在空閑的時候被瀏覽器用來發送新的請求，如果所有的連接都正在發送請求呢？那其他的請求就只能等等了
Ⅷ [計算機網路之六] 傳輸層
傳輸層向它上面的應用層提供通信服務，它屬於面向通信部分的最高層，同時也是用戶功能中的最底層。
從傳輸層的角度，通信的真正端點並不是主機而是主機中的進程。
傳輸層有 分用 和 復用 的功能。 「復用」 是指在發送方不同的應用進程都可以使用同一個運輸層協議傳送數據， 「分用」 是指接收方的運輸層在剝去報文的首部後能夠把這些數據正確交付目的應用進程。
網路層和運輸層有明顯的區別，網路層為主機之間提供邏輯通信，而運輸層為應用進程之間提供端到端的邏輯通信。
知名埠號 ：0~1023
登記埠號 ：1024~49151
客戶端短暫埠號 ：49152~65535
① 無連接。 發送數據之前不需要建立連接，因此減少了開銷和發送數據之前的時延。
② 盡最大努力交付。 即不保證可靠交付，因此主機不需要維持復雜的連接狀態表。
③ 面向報文的。 對應用層交下來的報文，既不合並，也不拆分，而是保留這些報文的邊界，UDP 一次交付一個完整的報文。
用戶數據報 UDP 有兩個欄位：數據欄位和首部欄位。首部欄位很簡單，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。各欄位意義如下：
① 源埠 在需要對方回信時選用。不需要時可用全0。
② 目的埠 目的埠號。這在終點交付報文時必須使用。
③ 長度 用戶數據報的長度，最小值為 8 （僅有首部）。
④ 檢驗和 檢測用戶數據報在傳輸中是否有錯。有錯就丟棄。
用戶數據報首部檢驗和的計算和校驗都要計算出一個偽首部。
① 面向連接。
應用程序在使用 TCP 協議之前，必須先建立 TCP 連接；傳送數據完畢後，必須釋放已經建立的 TCP 連接。類似於打電話：通話前要先撥號建立連接，通話結束後要掛機釋放連接。
② 一對一。
TCP 連接只能是點對點的（一對一）。
③ 可靠交付。
通過 TCP 連接傳送的數據，無差錯、不丟失、不重復，並且按序到達。
④ 全雙工通信。
通信雙方的應用進程在任何時候都能發送和接收數據，TCP 連接的兩端都設有發送緩存和接收緩存，用來臨時存放雙向通信的數據。
⑤ 面向位元組流。
TCP 中的 「流」 指的是流入到進程或從進程流出的位元組序列。
「面向位元組流」 的含義：雖然應用程序和 TCP 的互動式一次一個數據塊（大小不等），但 TCP 把應用程序交下來的數據僅僅看成是一連串無結構的位元組流。TCP 並不知道所傳送的位元組流的含義。TCP 不保證接收方應用程序鎖收到的數據塊和發送方應用程序所發出的數據塊具有對應的大小關系。但接收方應用程序收到的位元組流必須和發送方應用程序發出的位元組流完全一樣，當然接收方的應用程序必須有能力識別收到的位元組流，把它還原成有意義的應用層數據。
TCP 連接是協議軟體提供的一種抽象，每一條 TCP 連接唯一地被通信兩端的兩個端點（即兩個套接字）所確定，即：
TCP 連接 ::= {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}
IP1 和 IP2 分別是兩個端點主機的 IP 地址，port1 和 port2 分別是兩端端點主機中的埠號。
網路只能提供最大努力的服務，是不可靠的，因此 TCP 必須採用適當的措施才能使得兩個運輸層之間的通信變得可靠。當出現差錯時讓發送方重傳出現差錯的數據，同時在接收方來不及處理收到的數據時，及時告知發送方適當降低發送數據的速度，這樣就可以在不可靠的傳輸信道實現可靠傳輸。
ARQ（Auto Repeat-reQuest）：自動重傳請求。
發送方每發送完一個分組就停止發送，等待接收方確認，在收到確認後再發送下一個分組。
A 是發送方，B 是接收方。
A 每發送一個分組後，等待 B 對該分組的確認後，再接著發送下一個分組。
【發送方】A 發送的分組在傳輸過程中出錯，可能是丟失了，也可能是分組受到干擾出錯了
【接收方】這時 B 直接丟棄分組，什麼也不做（也不通知 A 受到的分組有差錯）。
【解決方案】發送方在每發送完一個分組時設置一個 超時計數器 ，只要超過一段時間仍然沒有接收到確認，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，這叫 超時重傳 。反之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。
第一，A 在發送完一個分組後， 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楚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 。這樣才能明確是哪一個發送出去的分組受到了確認，而哪一個分組還沒有收到確認。
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 。
【發送方】超時重傳時間內沒有收到確認報文，無法確認是發送出錯、丟失，還是接收方的確認丟失，超時計時器到期後就要重傳。
【接收方】丟棄收到的重復分組，不向上層交付；向發送方發送確認。
【發送方】收下遲到的確認，並且丟棄
發送方大部分時間都在等待確認，信道的利用率低
使用流水線的 ARQ 可以提高信道利用率
【發送方】維持一個發送窗口，位於發送窗口內的分組都可連續發送出去，而不需要等待對方的確認。
回退N幀協議 ：如果發送方發送了多個分組，但中間的某個分組丟失了，這時接收方只能對丟失分組之前的分組發出確認，而發送方無法知道丟失分組及後面分組的接收情況，只好把丟失分組及後面的分組重傳一次，這叫 Go-back-N ，表示需要再退回來重傳已發送過的 N 個分組。
前面 20 個位元組固定，因此 TCP 首部最小長度是 20 位元組。
TCP 的滑動窗口以位元組為單位，窗口後沿的部分表示已發送且已收到通知，窗口裡的序號表示允許發送的序號，窗口前沿之前的數據暫時不允許發送，需要等待收到接收方的確認後前沿往前移才可發送。
描述一個發送窗口需要三個指針：P1、P2 和 P3，如圖所示：
小於 P1 的是已發送並已收到確認的部分，而大於 P3 的是不允許發送的部分。
P3 - P1 = A 的發送窗口
P2 - P1 = 已發送但尚未收到確認的位元組數
P3 - P2 = 允許發送但當前尚未發送的位元組數（又稱為 可用窗口 或 有效窗口 ）
接收方 B 接收窗口大小為20，因為未收到 31 的數據，即使已收到後面的序號 32、33 的數據，返回的確認號仍然是 31。
現在接收方收到了 31、32、33，並返回確認號 33，接收窗口往前滑動 3 個序號，發送方接收到確認，發送窗口也向前滑動 3 個序號大小，現在 A 可以發送序號 51~53 的數據了。
當發送方將發送窗口內的數據都發送出去，但是接收方的確認可能由於網路擁塞滯留，這時發送方發送窗口已滿，可用窗口為 0，只能等待接收方的確認報文到達。
TCP 為了保證可靠傳輸，要求必須受到對已發送報文的確認，如果超過一定時間未受到確認報文，則重傳已發送的報文。這個時間就叫 超時重傳時間 ，很明顯超時重傳時間的大小設置應該更貼近網路的實際情況，如果網路狀況好，就設短一點，否則使網路的空閑時間增大，降低了傳輸效率；網路差就設長一點，否則會引起很多不必要的重傳，使網路負荷增大。
TCP 採用了一種自適應的演算法：
RTT（報文段的往返時間）、RTTs（加權平均往返時間），RTTs 的計算公式：
RTTd（RTT 的偏差的加權平均值）、RTO（RetransmissionTime-Out 超時重傳時間）:
【場景】TCP 的接收方在接收對方發送過來的數據位元組流的序號不連續，形成一些不連續的位元組塊，如果簡單按照回退N幀協議處理，意味著要重傳第一個未收到的序號數據塊及之後的數據，如果能通知發送方已收到了哪些數據（選擇確認），就可以讓發送方只發送接收方未收到的數據。
流量控制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。
當發送方收到接收方通知，將窗口縮小為 0 時，發送方將暫時不能發送數據了，必須等接收方通知更新接收窗口大小，但是這個通知又有可能丟失，導致發送方沒收到通知。
為了避免雙方互相等待死鎖，TCP 為每個鏈接設有一個 持續計時器 ，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 位元組的數據），而對方就在確認這個探測報文段時給出了現在的窗口值。如果窗口仍然是零，那麼受到這個報文段的一方就重新設置持續計時器；如果窗口不是零，那麼死鎖的僵局就可以打破了。
【優點】提高網路利用率
【缺點】可能會發生某種程度的延遲
【場景】接收數據的主機如果每次都立刻回復確認應答的話，可能會返回一個較小的窗口，因為接收方剛接收完數，緩沖區已滿。
【糊塗窗口綜合征問題】
TCP 接收方緩存已滿，而互動式的應用進程一次只從接收緩存中讀取 1 個位元組（這樣就使接收緩存空間僅騰出 1 個位元組），然後向發送方發送確認，並把窗口設置為 1 個位元組（但發送的數據報是 40 位元組長，TCP 首部 + IP 數據報首部）。接著，發送方又發來 1 個位元組的數據（注意發送方發送的 IP 數據報是 41 位元組長）。接收方發回確認，仍然將窗口設置為 1 個位元組。這樣進行下去，使網路的效率很低。
TCP 文件傳輸中，就採用了兩個數據段返回一次確認應答，並且等待一定時間後沒有其他數據包到達時也依然發送確認應答。
當對網路中某一資源的需求超過了該資源所能提供的可用部分，網路的性能就要變壞，這種情況就叫做 擁塞 。
慢開始（slow-start）、擁塞避免（congestion avoidance）、快重傳（fast retransmit）和快恢復（fast recovery）。
【演算法思路】
當主機開始發送數據時，由於並不清楚網路的負荷情況，所以如果立即把大量數據位元組注入網路，那麼就有可能引起網路發生擁塞。較好的方法是先探測一下，即 由小到大逐漸增大發送窗口 ，也就是說， 由小到大逐漸增大擁塞窗口數值 。
【處理過程】
慢開始門限值 ssthresh 決定了擁塞窗口達到多大時要執行什麼演算法。
① 當 cwnd < ssthresh 時，使用慢開始演算法；
② 當 cwnd > ssthresh 時，停止使用慢開始演算法而改用擁塞避免演算法；
③ 當 cwnd = ssthresh 時，既可使用慢開始演算法，也可使用擁塞避免演算法。
在擁塞窗口 cwnd 達到門限值之前，發送方每一輪次收到確認應答後，cwnd 就增大為原來的兩倍；達到門限值後，執行擁塞避免演算法。
PS. 慢開始只是表示初始發送數據少，不代表發送速率增長速度慢，實際上是指數級增長非常快。
【演算法思路】
讓擁塞窗口 cwnd 緩慢地增大，即每經過一個往返時間 RTT 就把發送方的擁塞窗口 cwnd 加 1，而不是像慢開始階段那樣加倍增長。擁塞避免階段有 「加法增大」 的特點，按線性規律緩慢增長，使網路比較不容易出現擁塞 。
【處理過程】
在執行擁塞避免演算法階段，當網路出現超時時，發送方判斷為網路擁塞，調整門限值為當前擁塞窗口的一半，即 ssthresh = cwnd / 2，同時擁塞窗口重置為 1，即 cwnd = 1，進入慢開始階段。
【演算法原理】
① 快重傳
【場景】有時，個別報文段會在網路中丟失，但實際上網路並未發生擁塞。如果發送方遲遲收不到確認，就會產生超時，就會誤認為網路發生了擁塞，導致發送方錯誤地啟動慢開始，把擁塞窗口 cwnd 又設置為 1，因而降低了傳輸效率。
【方案】接收方不要等待自己發送數據時才進行捎帶確認，而是要立即發送確認，即使收到了失序的報文段也要立即發出對已收到的報文段的重復確認，當發送方 一連收到 3 個重復確認 ，就知道接收方確實沒有收到某個報文段，因而應當 立即進行重傳 。
② 快恢復：
發送方知道只是丟失了個別的報文段，於是不啟動慢開始，而是執行快恢復演算法，調整發送方門限值 ssthresh = cwnd / 2，同時設置擁塞窗口 cwnd = ssthresh = 8，並開始執行擁塞避免演算法。
擁塞控制的流程如下：
擁塞窗口 cwnd，接收方窗口 rwnd， 發送方發送窗口的上限值 = Min[rwnd, cwnd] 。
① 當 rwnd < cwnd，接收方的接收能力限制發送方窗口大小；
② 當 cwnd < rwnd，網路的擁塞程度限制發送方窗口大小。
【問題背景】
路由器採取分組丟棄策略，即按照 先進先出（FIFO） 規則處理分組，當隊列已滿時，則丟棄後面到達的分組，這叫 尾部丟棄策略 。
丟失的分組會導致發送方出現超時重傳，發送方轉而執行慢開始演算法，不同分組屬於不同 TCP 連接，導致很多 TCP 同時進入慢開始狀態，這種現象稱為 全局同步 。
【解決方案】
主動隊列管理 AQM：不等到路由器的隊列長度已經達到最大值時才不得不丟棄後面到達的分組，而是在隊列長度達到某個警惕值時就主動丟棄到達的分組，這樣就提醒了發送方放慢發送的速率，因而有可能使網路擁塞的程度減輕，甚至不出現網路擁塞。
TCP 是面向連接的協議，運輸連接有三個階段： 連接建立、數據傳送、連接釋放 。
TCP 連接建立過程要解決的幾個問題：
① 使每一方能夠確知對方的存在；
② 允許雙方協商一些參數（如最大窗口值、是否使用窗口擴大選項和時間戳選項以及服務質量等）；
③ 能夠對運輸實體資源（如緩存大小、連接表中的項目等）進行分配。
TCP 建立連接的過程叫做握手，握手需要在客戶和伺服器之間交換三個 TCP 報文段，即 三次握手 。
最初客戶端和服務端都處於 CLOSED（關閉） 狀態，A（Client）主動打開連接，B（Server）被動打開連接。
一開始，B 的 TCP 伺服器進程先創建 傳輸控制塊 TCB ，准備接受客戶進程的連接請求。然後伺服器進程就處於 LISTEN（收聽）狀態，等待客戶端的連接請求。如有，即作出響應。
第一次握手 ：A 的 TCP 客戶進程也是首先創建傳輸控制塊 TCB，准備接受客戶進程的連接請求。然後在打算建立 TCP 連接時，向 B 發出連接請求報文段，這時首部中的同步位 SYN = 1，同時選擇一個初始序號 seq = x。TCP 規定，SYN 報文段（即 SYN = 1 的報文段）不能攜帶數據，但要 消耗掉一個序號 。這時，TCP 客戶進程進入 SYN-SENT（同步已發送） 狀態。
第二次握手 ：B 收到連接請求報文段後，如同意建立連接，則向 A 發送確認。在確認報文段中應把 SYN 位和 ACK 位都置 1，確認號是 ack = x + 1，同時也為自己選擇一個初始序號 seq = y。請注意，這個報文段也不能攜帶數據，但同樣 要消耗掉一個序號 。這時 TCP 伺服器進程進入 SYN-RCVD（同步收到） 狀態。
第三次握手 ：TCP 客戶進程收到 B 的確認後，還要向 B 給出確認。確認報文段的 ACK 置 1，確認號 ack = y + 1，而自己的序號 seq = x + 1。TCP 的標准規定，ACK 報文段可以攜帶數據。但 如果不攜帶數據則不消耗序號 ，在這種情況下，下一個數據報文段的序號仍是 seq = x + 1。這時，TCP 連接已經建立，A 進入 ESTABLISHED（已建立連接） 狀態。當 B 收到 A 的確認後，也進入 ESTABLISHED（已建立連接）狀態。
數據傳輸結束後，通信的方法都可釋放連接。現在 A 和 B 都處於 ESTABLISHED 狀態。
第一次揮手 ：A 的應用進程先向其 TCP 發出連接釋放報文段，並停止再發送數據，主動關閉 TCP 連接。A 把連接釋放報文段首部的終止控制位 FIN 置 1，其序號 seq = u，它等於前面已傳送過的數據的最後一個位元組的序號加 1。這時 A 進入 FIN-WAIT-1（終止等待 1）狀態，等待 B 的確認。請注意，TCP 規定，FIN 報文段即使不攜帶數據，它也消耗掉一個序號。
第二次揮手 ：B 收到連接釋放報文後即發出確認，確認號是 ack = u + 1，而這個報文段自己的序號是 v，等於 B 前面已傳送過的最後一個位元組的序號加 1。然後 B 就進入 CLOSE-WAIT（關閉等待）狀態。TCP 伺服器進程這時應通知高層應用程序，因而從 A 到 B 這個方向的連接就釋放了，這時的 TCP 連接處於半關閉（half-close）狀態，即 A 已經沒有數據要發送了，但 B 若發送數，A 仍要接收。也就是說，從 B 到 A 這個方向的連接並未關閉，這個狀態可能會持續一段時間。A 收到來自 B 的確認後，就進入 FIN-WAIT-2（終止等待 2）狀態，等待 B 發出的連接釋放報文段。
第三次揮手 ：若 B 已經沒有要向 A 發送的數據，其應用進程就通知 TCP 釋放連接。這時 B 發出的連接釋放報文段必須使 FIN = 1。現假定 B 的序號為 w（在半關閉狀態 B 可能又發送了一些數據）。B 還必須重復上次已發送過的確認號 ack = u + 1。這時 B 就進入 LAST-ACK（最後確認）狀態，等待 A 的確認。
第四次揮手 ：A 在收到 B 的連接釋放報文段後，必須對此發出確認。在確認報文段中把 ACK 置 1，確認號 ack = w + 1，而自己的序號是 seq = u + 1（根據 TCP 標准，前面發送過的 FIN 報文段要消耗一個序號）。然後進入 TIME-WAIT（時間等待）狀態。請注意，現在 TCP 連接還沒有釋放掉。必須經過時間等待計時器（TIME-WAIT timer）設置的時間 2MSL 後，A 才進入到 CLOSED 狀態，然後撤銷傳輸控制塊，結束這次 TCP 連接。當然如果 B 一收到 A 的確認就進入 CLOSED 狀態，然後撤銷傳輸控制塊。所以在釋放連接時，B 結束 TCP 連接的時間要早於 A。
Ⅸ tcp協議的主要功能是什麼
1、完成對數據報的確認、流量控制和網路擁塞。
2、自動檢測數據報，並提供錯誤重發的功能。
3、將多條路徑傳送的數據報按照原來的順序進行排列。
4、控制超時重發，自動調整超時值。
tcp協議簡介：
TCP（Transmission Control Protocol 傳輸控制協議）是一種面向連接的、可靠的、基於位元組流的傳輸層通信協議，由IETF的RFC 793定義。在簡化的計算機網路OSI模型中，它完成第如棚李四層傳輸層所指定的功能，用戶數據報協議（UDP）是同一層內渣遲 [1] 另一個重要的傳輸協議。
在網際網路協議族（Internet protocol suite）中，TCP層是位於IP層之上，應用層之下的中間層。不同主機的應用層之間經常需要可靠的和皮、像管道一樣的連接，但是IP層不提供這樣的流機制，而是提供不可靠的包交換。