计算机网络复习

目录

• 各层协议
• 网络层
  • 主要协议
  • IP协议
    • 报文格式
    • 分片重组
    • FreeBSD分片重组算法：思想
  • ICMP
  • 虚拟专用网VPN
  • 网络地址转换NAT
  • 路由转发
  • 路由选择协议
    • RIP
    • ospf
    • BGP
• 传输层
  • TCP和UDP的特点区别
  • 问题：为什莫TCP传输比UDP慢
  • UDP
  • TCP
    • 首部格式
    • TCP三次握手
    • TCP四次挥手
    • 可靠传输
    • 滑动窗口
    • 流量控制
    • 拥塞控制

各层协议

• 应用层：HTTP、FTP、SMTP、BOOTP、DHCP、TFTP、SOCKS（安全套接字协议）

• 表示层：信息语法语义以及他们的关联，如加密解密、转换翻译、压缩解压缩

• 会话层：不同机器的用户之间建立以及管理会话，SSL（安全套接字协议）、TLS（传输层安全协议）

• 传输层：接受上一次层的数据，分割处理，交给网络层，TCP、UDP

• 网络层：控制子网的运行，逻辑编址、分组传输、路由选择，IP、IPv6、EGP（外部网关协议）、IGRP（内部网关协议）、RIP、OSPF、BGP、ICMP、IGMP（组管理协议）

• 数据链路层：物理寻址，将原始比特流转变成逻辑传输线路，ARP、RARP、

• 物理层：原始比特流传输，IEEE802.2、Ethernet v.2 Internetwork222

网络层

• 向上层提供服务
• 无连接
• 尽最大努力交付的数据报
• 点到点

主要协议

• ip/ipv6
• ICMP 互联网控制信息协议
• EGP 外部网关协议
• OSPF 开放最短路径优先协议
• IGRP 内部网关协议
• RIP2 路由信息协议

IP协议

屏蔽底层物理网络协议差异，实现异构网络互连

• 无连接投递机制
• 不保证数据报文传输的可靠性
• 提供尽最大努力的投递机制

报文格式

• 版本 : 有 4（IPv4）和 6（IPv6）两个值；

• 首部长度 : 占 4 位，因此最大值为 15。值为 1 表示的是 1 个 32 位字的长度，也就是 4 字节。因为固定部分长度为 20 字节，因此该值最小为 5。如果可选字段的长度不是 4 字节的整数倍，就用尾部的填充部分来填充。首部最大长度60字节

• 区分服务 : 用来获得更好的服务，一般情况下不使用。

• 总长度 : 包括首部长度和数据部分长度。ip数据报最大长度65535=64k

• 生存时间 ：TTL，它的存在是为了防止无法交付的数据报在互联网中不断兜圈子。以路由器跳数为单位，当 TTL 为 0 时就丢弃数据报。

• 协议 ：指出携带的数据应该上交给哪个协议进行处理，例如 ICMP、TCP、UDP 等。

• 首部检验和 ：因为数据报每经过一个路由器，都要重新计算检验和，因此检验和不包含数据部分可以减少计算的工作量。

• 标识 : 在数据报长度过长从而发生分片的情况下，相同数据报的不同分片具有相同的标识符。

• 片偏移 : 和标识符一起，用于发生分片的情况。片偏移的单位为 8 字节。

分片重组

分片重组：标识、标志、片偏移量

• 目的主机重组完成后交付上层协议
• 标识：识别属于哪一个原始数据报
• 标志：MF 是否还有分片 DF 是否可以分片

FreeBSD分片重组算法：思想

1.每收到一个IP数据报，算法首先检查其MF位及偏移量的值：
（1）如果二者至少有一个不为0，说明这是一个需要重组的分片；
2.检查其ID：
（1）如果未出现在已有的ipq链表中，则说明是一个新的数据报，此时重组算法会分配一个新的ipq和ipasfrag结构；
（2）如果不是新的数据报，则重组算法根据其源IP地址、目的IP地址、协议、ID及偏移量字段将其插入链表适当的位置；
3.每次插入一个新的分片，重组算法都会重新计算已经收到的数据长度，并与总长度对比：
（1）如果已经达到了总长度，说明所有分片都已到达，此时可以进行数据合并，并将报头附加在数据的前边；
4.删除链表中相应的结构。

ICMP

• 传递控制信息
  • 拥塞控制
  • 选路优化
  • 目的地可达性判断
  • 时钟同步
• 提供差错报告
  • 循环投递
  • 分片丢失
  • 投递失败
• 传递控制信息+提供差错报告=ICMP

ICMP 是为了更有效地转发 IP 数据报和提高交付成功的机会。它封装在 IP 数据报中，但是不属于高层协议。

ICMP 报文分为差错报告报文和询问报文。

应用

• ping，测试主机连通性

  Ping 的原理是通过向目的主机发送 ICMP Echo 请求报文，目的主机收到之后会发送 Echo 回答报文。Ping 会根据时间和成功响应的次数估算出数据包往返时间以及丢包率。

• traceroute

  Traceroute 是 ICMP 的另一个应用，用来跟踪一个分组从源点到终点的路径。

  Traceroute 发送的 IP 数据报封装的是无法交付的 UDP 用户数据报，并由目的主机发送终点不可达差错报告报文。

  • 源主机向目的主机发送一连串的 IP 数据报。第一个数据报 P1 的生存时间 TTL 设置为 1，当 P1 到达路径上的第一个路由器 R1 时，R1 收下它并把 TTL 减 1，此时 TTL 等于 0，R1 就把 P1 丢弃，并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报告报文；
  • 源主机接着发送第二个数据报 P2，并把 TTL 设置为 2。P2 先到达 R1，R1 收下后把 TTL 减 1 再转发给 R2，R2 收下后也把 TTL 减 1，由于此时 TTL 等于 0，R2 就丢弃 P2，并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报文。
  • 不断执行这样的步骤，直到最后一个数据报刚刚到达目的主机，主机不转发数据报，也不把 TTL 值减 1。但是因为数据报封装的是无法交付的 UDP，因此目的主机要向源主机发送 ICMP 终点不可达差错报告报文。
  • 之后源主机知道了到达目的主机所经过的路由器 IP 地址以及到达每个路由器的往返时间。

虚拟专用网VPN

由于 IP 地址的紧缺，一个机构能申请到的 IP 地址数往往远小于本机构所拥有的主机数。并且一个机构并不需要把所有的主机接入到外部的互联网中，机构内的计算机可以使用仅在本机构有效的 IP 地址（专用地址）。

有三个专用地址块：

• 10.0.0.0 ~ 10.255.255.255
• 172.16.0.0 ~ 172.31.255.255
• 192.168.0.0 ~ 192.168.255.255

VPN 使用公用的互联网作为本机构各专用网之间的通信载体。专用指机构内的主机只与本机构内的其它主机通信；虚拟指好像是，而实际上并不是，它有经过公用的互联网。

下图中，场所 A 和 B 的通信经过互联网，如果场所 A 的主机 X 要和另一个场所 B 的主机 Y 通信

• IP 数据报的源地址是 10.1.0.1，目的地址是 10.2.0.3。

• 数据报先发送到与互联网相连的路由器 R1，R1 对内部数据进行加密，然后重新加上数据报的首部，源地址是路由器 R1 的全球地址 125.1.2.3，目的地址是路由器 R2 的全球地址 194.4.5.6。

• 路由器 R2 收到数据报后将数据部分进行解密，恢复原来的数据报，此时目的地址为 10.2.0.3，就交付给 Y。

网络地址转换NAT

专用网内部的主机使用本地 IP 地址又想和互联网上的主机通信时，可以使用 NAT 来将本地 IP 转换为全球 IP。

• 只能由专有网络的主机发起链接

• NATip报文转发属于网络层，查看和转换端口号属于传输层

在以前，NAT 将本地 IP 和全球 IP 一一对应，这种方式下拥有 n 个全球 IP 地址的专用网内最多只可以同时有 n 台主机接入互联网。为了更有效地利用全球 IP 地址，现在常用的 NAT 转换表把传输层的端口号也用上了，使得多个专用网内部的主机共用一个全球 IP 地址。使用端口号的 NAT 也叫做网络地址与端口转换 NAPT。

路由转发

• 从数据报的首部提取目的主机的 IP 地址 D，得到目的网络地址 N。
• 若 N 就是与此路由器直接相连的某个网络地址，则进行直接交付；
• 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由，则把数据报传送给表中所指明的下一跳路由器；
• 若路由表中有到达网络 N 的路由，则把数据报传送给路由表中所指明的下一跳路由器；
• 若路由表中有一个默认路由，则把数据报传送给路由表中所指明的默认路由器；
• 报告转发分组出错。

路由选择协议

RIP

• 属于内部网关协议
• 适合小规模网络
• 使用向量距离算法，通告路由信息（目的地址，距离）
• 使用udp端口520
• 周期性向相邻路由通告本地路i有信息，response传送
• rip路由器分主动型（Active）和被动型（Passive），主机只能选择被动型

向量距离算法

• 对地址为 X 的相邻路由器发来的 RIP 报文，先修改报文中的所有项目，把下一跳字段中的地址改为 X，并把所有的距离字段加 1；
• 对修改后的 RIP 报文中的每一个项目，进行以下步骤：
• 若原来的路由表中没有目的网络 N，则把该项目添加到路由表中；
• 否则：若下一跳路由器地址是 X，则把收到的项目替换原来路由表中的项目；否则：若收到的项目中的距离 d 小于路由表中的距离，则进行更新（例如原始路由表项为 Net2, 5, P，新表项为 Net2, 4, X，则更新）；否则什么也不做。
• 若 3 分钟还没有收到相邻路由器的更新路由表，则把该相邻路由器标为不可达，即把距离置为 16。

满收敛问题

解决：

1.简单分割范围法：当路由器向一个接口发送路由更新报文时，其中不包含从该接口获取的路径信息。
2.带毒性逆转的分割范围法：当路由器向一个接口发送路由更新报文时，如果某个条目是通过该接口获得的，则将该条目的距离设置为无穷大。
3.抑制法：所有路由器在收到某个网络不可达的消息后，将相应表项的距离值置为16，并将此信息保留一段时间（坏消息保留时间默认60秒）。
4.触发更新法：一旦发现网络连接消失，就将该网络设置为不可达，并立即发送路由更新报文，而不等待正常的路由更新周期时间到。

总结：RIP 协议实现简单，开销小。但是 RIP 能使用的最大距离为 15，限制了网络的规模。并且当网络出现故障时，要经过比较长的时间才能将此消息传送到所有路由器（慢收敛问题）。

ospf

• 开放最短路径优先 OSPF，是为了克服 RIP 的缺点而开发出来的，适合大规模网络。

• 基于ip

• 思想：将一个大规模网络划分为多个易于管理的区域，缩小交换链路状态数据的路由器群组规模

• 最短路径优先使用了SPF

路由器分类

• 内部路由器IR

• 区域边界路由器ABR

• 骨干路由器BR

• 自制系统边界路由器 ASBR

• 区域分类（骨干区个非骨干）

OSPF 具有以下特点：

• 向本自治系统中的所有路由器发送信息，这种方法是洪泛法。
• 发送的信息就是与相邻路由器的链路状态，链路状态包括与哪些路由器相连以及链路的度量，度量用费用、距离、时延、带宽等来表示。
• 只有当链路状态发生变化时，路由器才会发送信息。

所有路由器都具有全网的拓扑结构图，并且是一致的。相比于 RIP，OSPF 的更新过程收敛的很快。

BGP

• 边界网关协议，AS之间路由信息交换
• 基于TCP，端口号179
• BGP发言人通告路由信息经过聚类后的可达性路由信息，以降低路由规模和隐藏网络拓扑结构

AS 之间的路由选择很困难，主要是由于：

• 互联网规模很大；
• 各个 AS 内部使用不同的路由选择协议，无法准确定义路径的度量；
• AS 之间的路由选择必须考虑有关的策略，比如有些 AS 不愿意让其它 AS 经过。

BGP 只能寻找一条比较好的路由，而不是最佳路由。

每个 AS 都必须配置 BGP 发言人，通过在两个相邻 BGP 发言人之间建立 TCP 连接来交换路由信息。

传输层

网络层只把分组发送到目的主机，但是真正通信的并不是主机而是主机中的进程。

传输层提供了进程间的逻辑通信，传输层向高层用户屏蔽了下面网络层的核心细节，使应用程序看起来像是在两个传输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。

TCP和UDP的特点区别

• 用户数据包协议udp
  • 无连接
  • 最近大可能交付
  • 没有拥塞控制
  • 面向报文，对于应用程序传下来的报文不合并也不拆分，只添加udp头部
  • 支持一对一，一对多，多对一，多对多的通信方式
• 传输控制协议tcp
  • 面向连接
  • 提供可靠交付，有流量控制，拥塞控制，
  • 提供全双工通信，面向字节流（对于应用层传下来的报文堪称字节流，把字节流组成大小不等的数据块）
  • 只能点对点，一对一

问题：为什莫TCP传输比UDP慢

• udp首部8，TCP首部20
• tcp数据块分组
• tcp要先三次握手建立连接
• 主要原因：TCP有发送确认机制，反馈信息占用一部分带宽资源

UDP

UDP 首部格式

首部字段只有 8 个字节，包括源端口、目的端口、长度、检验和。

12 字节的伪首部是为了计算检验和临时添加的。

TCP

首部格式

• 序号 ：用于对字节流进行编号，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。

• 确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。

• 数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。

• 确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。

• 同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。

• 终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。

• 窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。

TCP三次握手

假设 A 为客户端，B 为服务器端。

• 首先 B 处于 LISTEN（监听）状态，等待客户的连接请求。

• A 向 B 发送连接请求报文，SYN=1，ACK=0，选择一个初始的序号 x。

• B 收到连接请求报文，如果同意建立连接，则向 A 发送连接确认报文，SYN=1，ACK=1，确认号为 x+1，同时也选择一个初始的序号 y。

• A 收到 B 的连接确认报文后，还要向 B 发出确认，确认号为 y+1，序号为 x+1。

• B 收到 A 的确认后，连接建立。

三次握手的原因

第三次握手是为了防止失效的连接请求到达服务器，让服务器错误打开连接。

客户端发送的连接请求如果在网络中滞留，那么就会隔很长一段时间才能收到服务器端发回的连接确认。客户端等待一个超时重传时间之后，就会重新请求连接。但是这个滞留的连接请求最后还是会到达服务器，如果不进行三次握手，那么服务器就会打开两个连接。如果有第三次握手，客户端会忽略服务器之后发送的对滞留连接请求的连接确认，不进行第三次握手，因此就不会再次打开连接。

TCP四次挥手

以下描述不讨论序号和确认号，因为序号和确认号的规则比较简单。并且不讨论 ACK，因为 ACK 在连接建立之后都为 1。

• A 发送连接释放报文，FIN=1。

• B 收到之后发出确认，此时 TCP 属于半关闭状态，B 能向 A 发送数据但是 A 不能向 B 发送数据。

• 当 B 不再需要连接时，发送连接释放报文，FIN=1。

• A 收到后发出确认，进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。

• B 收到 A 的确认后释放连接。

四次挥手的原因

客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器会发送 FIN 连接释放报文。

TIME_WAIT

客户端接收到服务器端的 FIN 报文后进入此状态，此时并不是直接进入 CLOSED 状态，还需要等待一个时间计时器设置的时间 2MSL。这么做有两个理由：

• 确保最后一个确认报文能够到达。如果 B 没收到 A 发送来的确认报文，那么就会重新发送连接释放请求报文，A 等待一段时间就是为了处理这种情况的发生。

• 等待一段时间是为了让本连接持续时间内所产生的所有报文都从网络中消失，使得下一个新的连接不会出现旧的连接请求报文。

可靠传输

TCP使用超时重传实现可靠传输：如果一个已经发送的报文在超时时间内没有收到确认，那么重传这个报文段

一个报文段从发送再到接收到确认所经过的时间称为往返时间 RTT，加权平均往返时间 RTTs 计算如下：

其中，0 ≤ a ＜ 1，RTTs 随着 a 的增加更容易受到 RTT 的影响。

超时时间 RTO 应该略大于 RTTs，TCP 使用的超时时间计算如下：

其中 RTT_d 为偏差的加权平均值。

滑动窗口

• 思想：允许在一个分组确认到达之前发送多个分组

窗口是缓存的一部分，用来暂时存放字节流。发送方和接收方各有一个窗口，接收方通过 TCP 报文段中的窗口字段告诉发送方自己的窗口大小，发送方根据这个值和其它信息设置自己的窗口大小。

发送窗口内的字节都允许被发送，接收窗口内的字节都允许被接收。如果发送窗口左部的字节已经发送并且收到了确认，那么就将发送窗口向右滑动一定距离，直到左部第一个字节不是已发送并且已确认的状态；接收窗口的滑动类似，接收窗口左部字节已经发送确认并交付主机，就向右滑动接收窗口。

接收窗口只会对窗口内最后一个按序到达的字节进行确认，例如接收窗口已经收到的字节为 {31, 34, 35}，其中 {31} 按序到达，而 {34, 35} 就不是，因此只对字节 31 进行确认。发送方得到一个字节的确认之后，就知道这个字节之前的所有字节都已经被接收。

流量控制

流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。

接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。

拥塞控制

如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。

流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。

TCP 主要通过四个算法来进行拥塞控制慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。

发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。

为了便于讨论，做如下假设：

• 接收方有足够大的接收缓存，因此不会发生流量控制；
• 虽然 TCP 的窗口基于字节，但是这里设窗口的大小单位为报文段。

1. 慢开始与拥塞避免

发送的最初执行慢开始，令 cwnd = 1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 ...

注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能性也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。

如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd / 2，然后重新执行慢开始。

2. 快重传与快恢复

在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M₁ 和 M₂，此时收到 M₄，应当发送对 M₂ 的确认。

在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M₂，则 M₃ 丢失，立即重传 M₃。

在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd / 2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。

慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。