标签：计算机网络 重传 报文 TCP 发送 ------- 拥塞 传输层 连接

计算机网络-------传输层

1、运输层协议概述

1.1进程之间的通信

• 从通信和信息处理的角度看，运输层向它上面的应用层提供通信服务，它属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层。
• 当网络的边缘部分中的两个主机使用网络的核心部分的功能进行端到端的通信时，只有位于网络边缘部分的主机的协议栈才有运输层，而网络核心部分中的路由器在转发分组时都只用到下三层的功能。

网络层和运输层区别

网络层是为主机之间提供逻辑通信，而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。

运输层的作用：

1、运输层提供应用进程间的逻辑通信。

2、在一台主机中经常有多个应用进程同时分别和另一台主机中的多个应用进程通信。

3、这表明运输层有一个很重要的功能——复用 (multiplexing)和分用 (demultiplexing)。

4、根据应用程序的不同需求，运输层需要有两种不同的运输协议，即面向连接的 TCP 和无连接的 UDP 。

两种不同的运输协议

• 当运输层采用面向连接的 TCP 协议时，尽管下面的网络是不可靠的（只提供尽最大努力服务），但这种逻辑通信信道就相当于一条全双工的可靠信道。
• 当运输层采用无连接的 UDP 协议时，这种逻辑通信信道是一条不可靠信道。

1.2运输层的两个主要协议

TCP(传输控制协议)和UDP（用户数据报协议）

UDP：一种无连接协议

• 提供无连接服务。
• 在传送数据之前不需要先建立连接。
• 传送的数据单位协议是 UDP 报文或用户数据报。
• 对方的运输层在收到 UDP 报文后，不需要给出任何确认。
• 虽然 UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下 UDP 是一种最有效的工作方式。

TCP：一种面向连接的协议

• 提供面向连接的服务。
• 传送的数据单位协议是 TCP 报文段 (segment)。
• TCP 不提供广播或多播服务。
• 由于 TCP 要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销。这不仅使协议数据单元的首部增大很多，还要占用许多的处理机资源。

1.3运输层的端口

• 运行在计算机中的进程是用进程标识符来标志的。
• 但运行在应用层的各种应用进程却不应当让计算机操作系统指派它的进程标识符。这是因为在互联网上使用的计算机的操作系统种类很多，而不同的操作系统又使用不同格式的进程标识符。
• 为了使运行不同操作系统的计算机的应用进程能够互相通信，就必须用统一的方法对 TCP/IP 体系的应用进程进行标志。

软件端口和硬件端口

• 在协议栈层间的抽象的协议端口是软件端口。
• 路由器或交换机上的端口是硬件端口。
• 硬件端口是不同硬件设备进行交互的接口，而软件端口是应用层的各种协议进程与运输实体进行层间交互的一种地址。

TCP/IP 运输层端口

• 端口用一个 16 位端口号进行标志。
• 端口号只具有本地意义，即端口号只是为了标志本计算机应用层中的各进程。
• 在互联网中，不同计算机的相同端口号是没有联系的。

由此可见，两个计算机中的进程要互相通信，不仅必须知道对方的 IP 地址（为了找到对方的计算机），而且还要知道对方的端口号（为了找到对方计算机中的应用进程）。

两大类端口

1. 服务器端使用的端口号
   • 熟知端口，数值一般为 0~1023。
   • 登记端口号，数值为 1024~49151，为没有熟知端口号的应用程序使用的。使用这个范围的端口号必须在 IANA 登记，以防止重复。
2. 客户端使用的端口号
   • 又称为短暂端口号，数值为 49152~65535，留给客户进程选择暂时使用。
   • 当服务器进程收到客户进程的报文时，就知道了客户进程所使用的动态端口号。通信结束后，这个端口号可供其他客户进程以后使用。

2.1UDP概述

UDP的主要特点

1. UDP 是无连接的，发送数据之前不需要建立连接，因此减少了开销和发送数据之前的时延。
2. UDP 使用尽最大努力交付，即不保证可靠交付，因此主机不需要维持复杂的连接状态表。
3. UDP 是面向报文的。UDP 对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。UDP 一次交付一个完整的报文。
4. UDP 没有拥塞控制，因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用是很重要的。很适合多媒体通信的要求。
5. UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
6. UDP 的首部开销小，只有 8 个字节，比 TCP 的 20 个字节的首部要短。

面向报文的UDP

• 发送方 UDP 对应用程序交下来的报文，在添加首部后就向下交付 IP 层。UDP 对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。
• 应用层交给 UDP 多长的报文，UDP 就照样发送，即一次发送一个报文。
• 接收方 UDP 对 IP 层交上来的 UDP 用户数据报，在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程，一次交付一个完整的报文。
• 应用程序必须选择合适大小的报文。
  • 若报文太长，UDP 把它交给 IP 层后，IP 层在传送时可能要进行分片，这会降低 IP 层的效率。
  • 若报文太短，UDP 把它交给 IP 层后，会使 IP 数据报的首部的相对长度太大，这也降低了 IP 层的效率。

UDP 基于端口的分用

• 当运输层从 IP 层收到 UDP 数据报时，就根据首部中的目的端口，把 UDP 数据报通过相应的端口，上交最后的终点——应用进程。
• 虽然在 UDP 之间的通信要用到其端口号，但由于 UDP 的通信是无连接的，因此不需要使用套接字。

3、传输控制协议 TCP

3.1 TCP 最主要的特点

• TCP 是面向连接的运输层协议。
• 每一条 TCP 连接只能有两个端点 (endpoint)，每一条 TCP 连接只能是点对点的（一对一）。
• TCP 提供可靠交付的服务。
• TCP 提供全双工通信。
• 面向字节流
  • TCP 中的“流”(stream)指的是流入或流出进程的字节序列。
  • “面向字节流”的含义是：虽然应用程序和 TCP 的交互是一次一个数据块，但 TCP 把应用程序交下来的数据看成仅仅是一连串无结构的字节流。

TCP注意点

• TCP 连接是一条虚连接而不是一条真正的物理连接。
• TCP 对应用进程一次把多长的报文发送到TCP 的缓存中是不关心的。
• TCP 根据对方给出的窗口值和当前网络拥塞的程度来决定一个报文段应包含多少个字节（UDP 发送的报文长度是应用进程给出的）。
• TCP 可把太长的数据块划分短一些再传送。
• TCP 也可等待积累有足够多的字节后再构成报文段发送出去。

3.2 TCP的连接

• TCP 把连接作为最基本的抽象。
• 每一条 TCP 连接有两个端点。
• TCP 连接的端点不是主机，不是主机的IP 地址，不是应用进程，也不是运输层的协议端口。
• TCP 连接的端点叫做套接字 (socket) 或插口。端口号拼接到 (contatenated with) IP 地址即构成了套接字。

套接字（socket）

• 套接字 socket = (IP地址 : 端口号)
• TCP 连接 ::= {socket1, socket2} = {(IP1: port1)，(IP2: port2)}

TCP 连接，IP 地址，套接字

• TCP 连接就是由协议软件所提供的一种抽象。
• TCP 连接的端点是个很抽象的套接字，即（IP 地址：端口号）。
• 同一个 IP 地址可以有多个不同的 TCP 连接。
• 同一个端口号也可以出现在多个不同的 TCP 连接中。

4、可靠传输的工作原理

4.1停止等待协议

理想的传输条件特点

• 理想的传输条件有以下两个特点：
  • 传输信道不产生差错。
  • 不管发送方以多快的速度发送数据，接收方总是来得及处理收到的数据。
• 在这样的理想传输条件下，不需要采取任何措施就能够实现可靠传输。
• 然而实际的网络都不具备以上两个理想条件。必须使用一些可靠传输协议，在不可靠的传输信道实现可靠传输。

停止等待协议

• 停止等待”就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。
• 在收到确认后再发送下一个分组。全双工通信的双方既是发送方也是接收方。
• 为了讨论问题的方便，我们仅考虑 A 发送数据而 B 接收数据并发送确认。因此 A 叫做发送方，而 B 叫做接收方

1. 无差错情况

   A 发送分组 M1，发完就暂停发送，等待 B 的确认 (ACK)。B 收到了 M1 向 A 发送 ACK。A 在收到了对 M1 的确认后，就再发送下一个分组 M2。

2. 出现差错

   • 在接收方 B 会出现两种情况：
     • B 接收 M1 时检测出了差错，就丢弃 M1，其他什么也不做（不通知 A 收到有差错的分组）。
     • M1 在传输过程中丢失了，这时 B 当然什么都不知道，也什么都不做。
   • 在这两种情况下，B 都不会发送任何信息。
   • 如何保证 B 正确收到了 M1 呢？
   • 解决方法：超时重传
     • 为每一个已发送的分组都设置了一个超时计时器。
     • A 只要在超时计时器到期之前收到了相应的确认，就撤销该超时计时器，继续发送下一个分组 M2 。

3. 确认丢失和确认迟到

   • 确认丢失
     • 若 B 所发送的对 M1 的确认丢失了，那么 A 在设定的超时重传时间内不能收到确认，但 A 并无法知道：是自己发送的分组出错、丢失了，或者 是 B 发送的确认丢失了。因此 A 在超时计时器到期后就要重传 M1。
     • 假定 B 又收到了重传的分组 M1。这时 B 应采取两个行动：
       • 第一，丢弃这个重复的分组 M1，不向上层交付。
       • 第二，向 A 发送确认。不能认为已经发送过确认就不再发送，因为 A 之所以重传 M1 就表示 A 没有收到对 M1 的确认。
   • 确认迟到
     • 传输过程中没有出现差错，但 B 对分组 M1 的确认迟到了。
     • A 会收到重复的确认。对重复的确认的处理很简单：收下后就丢弃。
     • B 仍然会收到重复的 M1，并且同样要丢弃重复的 M1，并重传确认分组。

自动重传请求ARQ

• 通常 A 最终总是可以收到对所有发出的分组的确认。如果 A 不断重传分组但总是收不到确认，就说明通信线路太差，不能进行通信。
• 使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。
• 像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求 ARQ (Automatic Repeat reQuest)。意思是重传的请求是自动进行的，接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。

流水线传输

• 为了提高传输效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用流水线传输。
• 流水线传输就是发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。这样可使信道上一直有数据不间断地传送。
• 由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率。

4.2连续ARQ协议

• 滑动窗口协议比较复杂，是 TCP 协议的精髓所在。
• 发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。
• 连续 ARQ 协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。

累积确认

• 接收方一般采用累积确认的方式。即不必对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。
• 优点：容易实现，即使确认丢失也不必重传。
• 缺点：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。

Go-back-N（回退 N）

• 如果发送方发送了前 5 个分组，而中间的第 3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。
• 这就叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的 N 个分组。
• 可见当通信线路质量不好时，连续 ARQ 协议会带来负面的影响。

5、TCP 报文段的首部格式

• TCP 虽然是面向字节流的，但 TCP 传送的数据单元却是报文段。
• 一个 TCP 报文段分为首部和数据两部分，而 TCP 的全部功能都体现在它首部中各字段的作用。
• TCP 报文段首部的前 20 个字节是固定的，后面有 4n 字节是根据需要而增加的选项 (n 是整数)。因此 TCP 首部的最小长度是 20 字节。
• 16位源端口、16位目的端口、32位序号、32位确认号、16位（数据偏移、保留、URG、ACK、PSH、RST、SYN、FIN）、16位窗口、16位校验和、16位紧急指针、可选长度、填充

6、TCP可靠传输的实现

6.1 以字节为单位的滑动窗口

• TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。
• 现假定 A 收到了 B 发来的确认报文段，其中窗口是 20 字节，而确认号是 31（这表明 B 期望收到的下一个序号是 31，而序号 30 为止的数据已经收到了）。
• 根据这两个数据，A 就构造出自己的发送窗口。

发送缓存

• 发送方的应用进程把字节流写入 TCP 的发送缓存。
• 发送窗口通常只是发送缓存的一部分。

接收缓存

• 接收方的应用进程从 TCP 的接收缓存中读取字节流。

发送缓存与接收缓存的作用

• 发送缓存用来暂时存放：
  • 发送应用程序传送给发送方 TCP 准备发送的数据；
  • TCP 已发送出但尚未收到确认的数据。
• 接收缓存用来暂时存放：
  • 按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据；
  • 不按序到达的数据。

需要强调三点

• A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）。
• TCP 标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理。通常是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。
• TCP 要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。

接收方发送确认

• 接收方可以在合适的时候发送确认，也可以在自己有数据要发送时把确认信息顺便捎带上。
• 但请注意两点：
  • 接收方不应过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传，这反而浪费了网络的资源。
  • 捎带确认实际上并不经常发生，因为大多数应用程序很少同时在两个方向上发送数据。

6.2 超时重传时间的选择

• 重传机制是 TCP 中最重要和最复杂的问题之一。
• TCP 每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。
• 只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。
• 重传时间的选择是 TCP 最复杂的问题之一。

TCP超时重传时间设置

• 如果把超时重传时间设置得太短，就会引起很多报文段的不必要的重传，使网络负荷增大。
• 但若把超时重传时间设置得过长，则又使网络的空闲时间增大，降低了传输效率。
• TCP 采用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间 RTT。

7、TCP的流量控制

7.1 利用滑动窗口实现流量控制

• 一般说来，我们总是希望数据传输得更快一些。但如果发送方把数据发送得过快，接收方就可能来不及接收，这就会造成数据的丢失。
• 流量控制 (flow control) 就是让发送方的发送速率不要太快，既要让接收方来得及接收，也不要使网络发生拥塞。
• 利用滑动窗口机制可以很方便地在 TCP 连接上实现流量控制。

可能发生死锁

• B 向 A 发送了零窗口的报文段后不久，B 的接收缓存又有了一些存储空间。于是 B 向 A 发送了 rwnd = 400 的报文段。
• 但这个报文段在传送过程中丢失了。A 一直等待收到 B 发送的非零窗口的通知，而 B 也一直等待 A 发送的数据。
• 如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。
• 为了解决这个问题，TCP 为每一个连接设有一个持续计时器 (persistence timer)。

持续计时器

• CP 为每一个连接设有一个持续计时器 (persistence timer) 。
• 只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动该持续计时器。
• 若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1 字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。
• 若窗口仍然是零，则收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。
• 若窗口不是零，则死锁的僵局就可以打破了。

8、拥塞控制

8.1 拥塞控制的一般原理

• 在某段时间，若对网络中某资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种现象称为拥塞 (congestion)。
• 若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。
• 出现拥塞的原因：∑对资源需求 > 可用资源

拥塞控制与流量控制的区别

• 拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中，使网络中的路由器或链路不致过载。
• 拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。
• 拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。
• 流量控制往往指点对点通信量的控制，是个端到端的问题（接收端控制发送端）。
• 流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。

8.2 TCP 的拥塞控制方法

• TCP 采用基于窗口的方法进行拥塞控制。该方法属于闭环控制方法。
• TCP发送方维持一个拥塞窗口 CWND (Congestion Window)
  • 拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。
  • 发送端利用拥塞窗口根据网络的拥塞情况调整发送的数据量。
  • 所以，发送窗口大小不仅取决于接收方公告的接收窗口，还取决于网络的拥塞状况，所以真正的发送窗口值为：
• 真正的发送窗口值 = Min(接收端滑动窗口值，拥塞窗口值)

控制拥塞窗口的原则

• 只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就可以再增大一些，以便把更多的分组发送出去，这样就可以提高网络的利用率。
• 但只要网络出现拥塞或有可能出现拥塞，就必须把拥塞窗口减小一些，以减少注入到网络中的分组数，以便缓解网络出现的拥塞。

拥塞的判断

• 重传定时器超时

  • 现在通信线路的传输质量一般都很好，因传输出差错而丢弃分组的概率是很小的（远小于 1 %）。只要出现了超时，就可以猜想网络可能出现了拥塞。

• 收到三个相同（重复）的 ACK

  • 个别报文段会在网络中丢失，预示可能会出现拥塞（实际未发生拥塞），因此可以尽快采取控制措施，避免拥塞。

TCP拥塞控制算法

• 慢开始 (slow-start)
• 拥塞避免 (congestion avoidance)
• 快重传 (fast retransmit)
• 快恢复 (fast recovery)

慢开始

• 用来确定网络的负载能力。

• 算法的思路：由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。

• 初始拥塞窗口 cwnd 设置：

  • 旧的规定：在刚刚开始发送报文段时，先把初始拥塞窗口cwnd 设置为 1 至 2 个发送方的最大报文段 SMSS (Sender Maximum Segment Size) 的数值。
  • 新的 RFC 5681 把初始拥塞窗口 cwnd 设置为不超过2至4个SMSS 的数值。

• 慢开始门限 ssthresh（状态变量）：防止拥塞窗口cwnd 增长过大引起网络拥塞。

• 拥塞窗口 cwnd 控制方法：在每收到一个对新的报文段的确认后，可以把拥塞窗口增加最多一个 SMSS 的数值。

• 拥塞窗口cwnd每次的增加量 = min (N, SMSS)

• 其中 N 是原先未被确认的、但现在被刚收到的确认报文段所确认的字节数。

• 不难看出，当 N < SMSS 时，拥塞窗口每次的增加量要小于 SMSS。

• 用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。

传输轮次

• 使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次 (transmission round)，拥塞窗口 cwnd 就加倍。
• 一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间 RTT。
• “传输轮次”更加强调：把拥塞窗口 cwnd 所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。
• 例如，拥塞窗口 cwnd = 4，这时的往返时间 RTT 就是发送方连续发送 4 个报文段，并收到这 4 个报文段的确认，总共经历的时间。

设置慢开始门限状态变量 ssthresh

• 慢开始门限 ssthresh 的用法如下：
  • 当 cwnd < ssthresh 时，使用慢开始算法。
  • 当 cwnd > ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。
  • 当 cwnd = ssthresh 时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。

拥塞避免算法

• 思路：让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，即每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长。
• 因此在拥塞避免阶段就有“加法增大” (Additive Increase) 的特点。这表明在拥塞避免阶段，拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。
• “拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。
• “拥塞避免”是说在拥塞避免阶段把拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。

当网络出现拥塞时

• 无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（重传定时器超时）：

  • ssthresh = max(cwnd/2，2)
  • cwnd = 1
  • 执行慢开始算法

• 这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。

快重传算法

• 采用快重传FR (Fast Retransmission) 算法可以让发送方尽早知道发生了个别报文段的丢失。
• 快重传 算法首先要求接收方不要等待自己发送数据时才进行捎带确认，而是要立即发送确认，即使收到了失序的报文段也要立即发出对已收到的报文段的重复确认。
• 发送方只要一连收到三个重复确认，就知道接收方确实没有收到报文段，因而应当立即进行重传（即“快重传”），这样就不会出现超时，发送方也不就会误认为出现了网络拥塞。
• 使用快重传可以使整个网络的吞吐量提高约20%。
• 不难看出，快重传并非取消重传计时器，而是在某些情况下可更早地重传丢失的报文段。

快恢复算法

• 当发送端收到连续三个重复的确认时，由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此现在不执行慢开始算法，而是执行快恢复算法 FR (Fast Recovery) 算法：
  • 慢开始门限 ssthresh = 当前拥塞窗口 cwnd / 2 ；
  • 新拥塞窗口 cwnd = 慢开始门限 ssthresh ；
  • 开始执行拥塞避免算法，使拥塞窗口缓慢地线性增大。

9、TCP 的运输连接管理

9.1 TCP 的连接建立

运输连接的三个阶段

• TCP 是面向连接的协议。
• 运输连接有三个阶段：
  • 连接建立
  • 数据传送
  • 连接释放
• 运输连接的管理就是使运输连接的建立和释放都能正常地进行。

TCP 连接建立过程中要解决的三个问题

• 要使每一方能够确知对方的存在。
• 要允许双方协商一些参数（如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳选项以及服务质量等）。
• 能够对运输实体资源（如缓存大小、连接表中的项目等）进行分配。

客户-服务器方式

• TCP连接的建立采用客户服务器方式。
• 主动发起连接建立的应用进程叫做客户(client)
• 被动等待连接建立的应用进程叫做服务器(server)。

TCP 的连接建立

• TCP 建立连接的过程叫做握手。
• 握手需要在客户和服务器之间交换三个 TCP 报文段。称之为三报文握手。
• 采用三报文握手主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了，因而产生错误。

三报文握手

• A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步位 SYN = 1，并选择序号 seq = x，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 x。
• B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则 发回确认。
• B 在确认报文段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1， 其确认号ack = x + 1，自己选择的序号 seq = y。
• A 收到此报文段后向 B 给出确认，其 ACK = 1， 确认号 ack = y +1。
• A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。
• B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程：TCP 连接已经建立。

TCP 的连接释放

• TCP 连接释放过程比较复杂。
• 数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。
• TCP 连接释放过程是四报文握手。

四报文挥手

• 数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。

• 现在 A 的应用进程先向其 TCP 发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭 TCP连接。

• A 把连接释放报文段首部的 FIN = 1，其序号seq = u，等待 B 的确认。

• B 发出确认，确认号 ack = u + 1，而这个报文段自己的序号 seq = v，ACK=1。

• TCP 服务器进程通知高层应用进程。

• 从 A 到 B 这个方向的连接就释放了，TCP 连接处于半关闭状态。B 若发送数据，A 仍要接收。

• 若 B 已经没有要向 A 发送的数据， 其应用进程就通知 TCP 释放连接，FIN = 1, ACK = 1, seq = w, ack= u + 1。

• A 收到连接释放报文段后，必须发出确认，ACK = 1, seq = u + 1, ack = w + 1。

• TCP 连接必须经过时间 2MSL 后才真正释放掉。

A 必须等待 2MSL 的时间

• 第一，为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B。
• 第二，防止 “已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A 在发送完最后一个 ACK 报文段后，再经过时间 2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段，都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。

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