课件制作人：谢希仁计算机网络第 7 章 运输层课件制作人：谢希仁第 7 章 运输层
*7.1 运输层协议概述
*7.2 TCP/IP 体系中的运输层
7.2.1 运输层中的两个协议
7.2.2 端口的概念
*7.3 用户数据报协议 UDP
7.3.1 UDP 概述
7.3.2 UDP 用户数据报的首部格式课件制作人：谢希仁第 7 章 运输层（续）
7.4 传输控制协议 TCP
*7.4.1 TCP 概述
*7.4.2 TCP 报文段的首部
*7.4.3 TCP 的数据编号与确认
*7.4.4 TCP 的流量控制与拥塞控制
*7.4.5 TCP 的重传机制
7.4.6 采用随机早期丢弃 RED 进行拥塞控制
*7.4.7 TCP 的运输连接管理
7.4.8 TCP 的有限状态机课件制作人：谢希仁
7.1 运输层协议概述
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 。
物理层网络层运输层应用层数据链路层面向信息处理面向通信用户功能网络功能运输层为相互通信的应用进程提供了逻辑通信
5
4
3
2
1
运输层提供应用进程 间的逻辑 通信主机 A 主机 B
应用进程 应用进程路由器 1 路由器 2AP
1 LAN
2WANAP
2
AP3
AP4
IP 层
LAN1
AP1 AP2 AP4
端口 端口 5
4
3
2
1
IP 协议的作用范围运输层协议 TCP 和 UDP 的作用范围
AP3
课件制作人：谢希仁应用进程之间的通信
两个主机进行通信实际上就是两个主机中的应用进程互相通信 。
应用进程之间的通信又称为端到端的通信 。
运输层的一个很重要的功能就是复用和分用 。
应用层不同进程的报文通过不同的端口向下交到运输层,再往下就共用网络层提供的服务 。
,运输层提供应用进程间的逻辑通信,。,逻辑通信,的意思是：运输层之间的通信好像是沿水平方向传送数据 。 但事实上这两个运输层之间并没有一条水平方向的物理连接 。
课件制作人：谢希仁运输层协议和网络层协议的主要区别
应用进程
…
应用进程
…?
IP 协议的作用范围
（提供主机之间的逻辑通信）
TCP 和 UDP 协议的作用范围
（提供进程之间的逻辑通信）
因 特 网课件制作人：谢希仁运输层的主要功能
运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信
（ 但网络层是为主机之间提供逻辑通信 ） 。
运输层还要对收到的报文进行差错检测 。
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。
课件制作人：谢希仁运输层与其上下层之间的关系的 OSI 表示法运输实体 运输实体运输协议 运输层层接口运输服务用户
（应用层实体）
运输服务用户
（应用层实体）
层接口网络层
（或网际层）
应用层主机 A 主机 B
运输层服务访问点
TSAP
网络层服务访问点
NSAP
运输层向上提供可靠的和不可靠的逻辑通信信道
？应用层运输层发送进程接收进程接收进程数据 数据全双工可靠信道数据 数据使用 TCP 协议 使用 UDP 协议不可靠信道
发送进程课件制作人：谢希仁
TCP/IP的运输层有两个不同的协议：
(1) 用户数据报协议 UDP
(User Datagram Protocol)
(2) 传输控制协议 TCP
(Transmission Control Protocol)
7.2 TCP/IP 体系中的运输层
7.2.1 运输层中的两个协议课件制作人：谢希仁
两个对等运输实体在通信时传送的数据单位叫作运输协议数据单元 TPDU (Transport Protocol
Data Unit)。
TCP 传送的数据单位协议是 TCP 报文段
(segment)
UDP 传送的数据单位协议是 UDP 报文 或 用户数据报 。
TCP 与 UDP
课件制作人：谢希仁
TCP/IP 体系中的运输层协议
TCPUDP
IP
应用层与各种网络接口运输层课件制作人：谢希仁
TCP 与 UDP
UDP 在传送数据之前不需要先建立连接 。 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 则提供面向连接的服务 。 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 。
课件制作人：谢希仁还要强调两点
运输层的 UDP用户数据报与网际层的 IP数据报有很大区别 。 IP 数据报要经过互连网中许多路由器的存储转发,但 UDP用户数据报是在运输层的端到端抽象的逻辑信道中传送的 。
TCP 报文段是在运输层抽象的端到端逻辑信道中传送,这种信道是可靠的全双工信道 。 但这样的信道却不知道究竟经过了哪些路由器,而这些路由器也根本不知道上面的运输层是否建立了 TCP 连接 。
课件制作人：谢希仁
7.2.2 端口的概念
端口就是运输层服务访问点 TSAP。
端口的作用就是让应用层的各种应用进程都能将其数据通过端口向下交付给运输层，以及让运输层知道应当将其报文段中的数据向上通过端口交付给应用层相应的进程。
从这个意义上讲，端口是用来标志应用层的进程。
端口在进程之间的通信中所起的作用应用层运输层网络层
TCP 报文段 UDP用户数据报应用进程
TCP 复用
IP 复用
UDP 复用
TCP 报文段 UDP用户数据报
应用进程端口端口
TCP 分用 UDP 分用
IP 分用
IP 数据报IP 数据报发送方 接收方课件制作人：谢希仁端口
端口用一个 16 bit 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 。 在因特网中不同计算机的相同端口号是没有联系的 。
课件制作人：谢希仁两类端口
一类是熟知端口，其数值一般为 0~1023。当一种新的应用程序出现时，必须为它指派一个熟知端口。
另一类则是一般端口，用来随时分配给请求通信的客户进程。
课件制作人：谢希仁插口 (socket)
TCP 使用,连接,(而不仅仅是,端口,)作为最基本的抽象,同时将 TCP 连接的端点称为 插口
(socket),或 套接字,套接口 。
插口和端口,IP 地址的关系是：
IP 地址
131.6.23.13
端口号
1500
131.6.23.13,1500插口 (socket)
课件制作人：谢希仁同一个名词 socket
有多种不同的意思
应用编程接口 API 称为 socket API,简称为
socket。
socket API 中使用的一个函数名也叫作 socket。
调用 socket 函数的端点称为 socket。
调用 socke t函数时其返回值称为 socket描述符,
可简称为 socket。
在操作系统内核中连网协议的 Berkeley 实现,称为 socket 实现 。
课件制作人：谢希仁
7.3 用户数据报协议 UDP
7.3.1 UDP 概述
UDP 只在 IP 的数据报服务之上增加了很少一点的功能,即端口的功能和差错检测的功能 。
虽然 UDP 用户数据报只能提供不可靠的交付,
但 UDP 在某些方面有其特殊的优点 。
发送数据之前不需要建立连接
UDP 的主机不需要维持复杂的连接状态表 。
UDP 用户数据报只有 8个字节的首部开销 。
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 。
课件制作人：谢希仁端口是用报文队列来实现
UDP 端口 51000 UDP 端口 69
出队列 入队列出队列入队列
TFTP 服务器TFTP 客户
UDP 用户数据报应用层运输层课件制作人：谢希仁
7.3.2 UDP 用户数据报的首部格式伪首部 源端口 目的端口 长 度 检验和数 据首 部
UDP长度源 IP 地址 目的 IP 地址 0 17
IP 数据报字节 4 4 1 1 2
12 2 2 2 2字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报伪首部 源端口 目的端口 长 度 检验和数 据首 部
UDP长度源 IP 地址 目的 IP 地址 0 17
IP 数据报字节 4 4 1 1 2
12 2 2 2 2字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段有 8 个字节，由 4 个字段组成，
每个字段都是两个字节。
伪首部 源端口 目的端口 长 度 检验和数 据首 部
UDP长度源 IP 地址 目的 IP 地址 0 17
IP 数据报字节 4 4 1 1 2
12 2 2 2 2字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报在计算检验和时，临时把“伪首部”和 UDP 用户数据报连接在一起。 伪首部仅仅是为了计算检验和 。
计算 UDP 检验和的例子
10011001 00010011 → 153.19
00001000 01101000 → 8.104
10101011 00000011 → 171.3
00001110 00001011 → 14.11
00000000 00010001 → 0 和 17
00000000 00001111 → 15
00000100 00111111 → 1087
00000000 00001101 → 13
00000000 00001111 → 15
00000000 00000000 → 0 （检验和）
01010100 01000101 → 数据
01010011 01010100 → 数据
01001001 01001110 → 数据
01000111 00000000 → 数据和 0（填充）
10010110 11101011 → 求和得出的结果
01101001 00010100 → 检验和
153.19.8.104
171.3.14.1112 字节伪首部
8 字节
UDP 首部
7 字节数据填充按二进制反码运算求和将得出的结果求反码全 0 17 15
1087 13
15 全 0
数据 数据 数据 数据数据 数据 数据 全 0
课件制作人：谢希仁
7.4 传输控制协议 TCP
7.4.1 TCP 概述
端口
…
发送 TCP报文段
TCP
…
TCP
接收缓存发送缓存报文段 …报文段 报文段端口发送端 接收端向发送缓存写入数据块从接收缓存读取数据块应用进程 应用进程?
TCP
首部
20 字节的固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FIN
32 bit
SY
N
RS
T
PS
H
AC
K
UR
G
比特 0 8 16 24 31
填 充
TCP 数据部分TCP 首部TCP 报文段
IP 数据部分IP 首部发送在前
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充源端口和目的端口字段 ——各占 2 字节。端口是运输层与应用层的服务接口。运输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充序号字段 ——占 4 字节。 TCP 连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充确认号字段 ——占 4 字节，是期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充数据偏移 ——占 4 bit，它指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远。“数据偏移”的单位不是字节而是 32 bit 字（ 4 字节为计算单位）。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充保留字段 ——占 6 bit，保留为今后使用，但目前应置为 0。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充紧急比特 URG —— 当 URG? 1 时，表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据，
应尽快传送 (相当于高优先级的数据 )。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充确认比特 ACK —— 只有当 ACK? 1 时确认号字段才有效。当 ACK? 0 时，确认号无效。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充推送比特 PSH (PuSH) —— 接收 TCP 收到推送比特置 1 的报文段，就尽快地交付给接收应用进程，而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充复位比特 RST (ReSeT) —— 当 RST? 1 时，表明 TCP
连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），
必须释放连接，然后再重新建立运输连接。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充同步比特 SYN —— 同步比特 SYN 置为 1，就表示这是一个连接请求或连接接受报文。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充终止比特 FIN (FINal) —— 用来释放一个连接。当
FIN? 1 时，表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充窗口字段 —— 占 2 字节。窗口字段用来控制对方发送的数据量，单位为字节。 TCP 连接的一端根据设置的缓存空间大小确定自己的接收窗口大小，然后通知对方以确定对方的发送窗口的上限。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充检验和 —— 占 2 字节 。 检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分 。 在计算检验和时,要在 TCP
报文段的前面加上 12 字节的伪首部 。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充紧急指针字段 —— 占 16 bit。 紧急指针指出在本报文段中的紧急数据的最后一个字节的序号 。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充选项字段 —— 长度可变 。 TCP 只规定了一种选项,
即 最大报文段长度 MSS (Maximum Segment Size)。
MSS 告诉对方 TCP：,我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是 MSS 个字节 。,
MSS 是 TCP 报文段中的 数据字段 的最大长度。
数据字段加上 TCP 首部才等于整个的 TCP 报文段。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充填充字段 —— 这是为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍 。
课件制作人：谢希仁
7.4.3 TCP 的数据编号与确认
TCP 协议是面向字节的 。 TCP 将所要传送的报文看成是字节组成的数据流,并使每一个字节对应于一个序号 。
在连接建立时,双方要商定初始序号 。 TCP 每次发送的报文段的首部中的序号字段数值表示该报文段中的 数据部分的第一个字节的序号 。
TCP 的确认是对接收到的数据的最高序号表示确认 。 接收端返回的确认号是已收到的数据的最高序号加 1。 因此确认号表示 接收端期望下次收到的数据中的第一个数据字节的序号 。
课件制作人：谢希仁
7.4.4 TCP 的流量控制与拥塞控制
1,滑动窗口的概念
TCP 采用大小可变的滑动窗口进行流量控制 。 窗口大小的单位是 字节 。
在 TCP 报文段首部的窗口字段写入的数值就是当前给对方设置的发送窗口数值的上限 。
发送窗口在连接建立时由双方商定 。 但在通信的过程中,接收端可根据自己的资源情况,随时动态地调整对方的发送窗口上限值 (可增大或减小 )。
收到确认即可前移
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
发送窗口可发送 不可发送指针
发送端要发送 900 字节长的数据，划分为 9 个
100 字节长的报文段，而发送窗口确定为 500
字节。
发送端只要收到了对方的确认，发送窗口就可前移。
发送 TCP 要维护一个指针。每发送一个报文段，指针就向前移动一个报文段的距离。
收到确认即可前移
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
可发送 不可发送指针
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
发送窗口可发送 不可发送指针 发送窗口前移
发送端已发送了 400 字节的数据，但只收到对前
200 字节数据的确认，同时窗口大小不变。
现在发送端还可发送 300 字节。
已发送并被确认已发送但未被确认
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
已发送并被确认已发送但未被确认 可发送 不可发送指针
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
已发送并被确认 可发送不可发送指针发送窗口前移发送窗口缩小
发送端收到了对方对前 400 字节数据的确认，但对方通知发送端必须把窗口减小到 400 字节。
现在发送端最多还可发送 400 字节的数据。
利用可变窗口大小进行流量控制双方确定的窗口值是 400
SEQ = 1
SEQ = 201
SEQ = 401
SEQ = 301
SEQ = 101
SEQ = 501
ACK = 201,WIN = 300
ACK = 601,WIN = 0
ACK = 501,WIN = 200
主机 A 主机 B
允许 A 再发送 300 字节（序号 201 至 500）
A 还能发送 200 字节
A 还能发送 200 字节（序号 301 至 500）
A 还能发送 300 字节
A 还能发送 100 字节（序号 401 至 500）
A 超时重发，但不能发送序号 500 以后的数据允许 A 再发送 200 字节（序号 501 至 700）
A 还能发送 100 字节（序号 501 至 700）
不允许 A 再发送（到序号 600 的数据都已收到）
SEQ = 201 丢失！
课件制作人：谢希仁
2,慢开始和拥塞避免
发送端的主机在确定发送报文段的速率时，既要根据接收端的接收能力，又要从全局考虑不要使网络发生拥塞。
因此，每一个 TCP 连接需要有以下两个状态变量：
接收端窗口 rwnd (receiver window) 又称为 通知窗口 (advertised window)。
拥塞窗口 cwnd (congestion window)。
课件制作人：谢希仁接收端窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd
(1) 接收端窗口 rwnd 这是接收端根据其目前的接收缓存大小所许诺的最新的窗口值，是来自接收端的流量控制。接收端将此窗口值放在 TCP
报文的首部中的窗口字段，传送给发送端。
(2) 拥塞窗口 cwnd (congestion window) 是发送端根据自己估计的网络拥塞程度而设置的窗口值，是来自发送端的流量控制。
课件制作人：谢希仁发送窗口的上限值
发送端的发送窗口的上限值应当取为接收端窗口
rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个，
即应按以下公式确定：
发送窗口的上限值? Min [rwnd,cwnd] (7-1)
当 rwnd < cwnd 时，是接收端的接收能力限制发送窗口的最大值。
当 cwnd < rwnd 时，则是网络的拥塞限制发送窗口的最大值。
课件制作人：谢希仁慢开始算法的原理
在主机刚刚开始发送报文段时可先将拥塞窗口
cwnd 设置为一个最大报文段 MSS 的数值 。
在每收到一个对新的报文段的确认后,将拥塞窗口增加至多一个 MSS 的数值 。
用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口
cwnd,可以使分组注入到网络的速率更加合理 。
慢开始和拥塞避免算法的实现举例当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口置为 1。图中的窗口单位不使用字节而使用 报文段 。
慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，
即 ssthresh = 16。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，
因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd 的初始值为 1，
发送第一个报文段 M0。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免发送端收到 ACK1 （确认 M0，期望收到 M1）后，将
cwnd 从 1 增大到 2，于是发送端可以接着发送 M1 和
M2 两个报文段。
慢开始和拥塞避免算法的实现举例接收端发回 ACK2 和 ACK3。发送端每收到一个对新报文段的确认 ACK，就把发送端的拥塞窗口加 1。现在发送端的 cwnd 从 2 增大到 4，并可发送 M4 ~ M6共 4
个报文段。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例发送端每收到一个对新报文段的确认 ACK，就把发送端的拥塞窗口加 1，因此拥塞窗口 cwnd 随着传输次数按指数规律增长。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值 ssthresh 时
（即当 cwnd = 16 时），就改为执行拥塞避免算法，
拥塞窗口按线性规律增长。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始线性规律增长拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例假定拥塞窗口的数值增长到 24 时，网络出现超时（表明网络拥塞了）。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例更新后的 ssthresh 值变为 12（即发送窗口数值 24 的一半），拥塞窗口再重新设置为 1，并执行慢开始算法。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例当 cwnd = 12 时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个 MSS 的大小。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免课件制作人：谢希仁乘法减小
(multiplicative decrease)
,乘法减小,是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段,只要出现一次超时 （ 即出现一次网络拥塞 ）,就把慢开始门限值
ssthresh 设置为当前的拥塞窗口值乘以
0.5。
当网络频繁出现拥塞时,ssthresh 值就下降得很快,以大大减少注入到网络中的分组数 。
课件制作人：谢希仁加法增大
(additive increase)
,加法增大,是指执行拥塞避免算法后,当收到对所有报文段的确认就将拥塞窗口
cwnd增加一个 MSS 大小,使拥塞窗口缓慢增大,以防止网络过早出现拥塞 。
课件制作人：谢希仁必须强调指出
,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 。
课件制作人：谢希仁
3,快重传和快恢复
快重传算法规定,发送端只要一连收到三个重复的 ACK 即可断定有分组丢失了,
就应立即重传丢失的报文段而不必继续等待为该报文段设置的重传计时器的超时 。
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 。
快重传举例
M1,M2
ACK2,ACK3
M4
主机 A 主机 B
B 确认 M1和 M2
A 发送 M1 和 M2
A 收到了三个重复的确认 ACK3，就立即重传
M3，而不必等待超时重传。
M3 丢失！ A 发送 M
3 但丢失了
A 发送 M4
ACK3
M5 A 发送 M
5
ACK3 B 发送第二个重复确认 ACK
3
M6 A 发送 M
6
ACK3
M3
B 发送第三个重复确认 ACK3
B 只能再次确认 M2(因为 M3 没有收到）
课件制作人：谢希仁快恢复算法
(1) 当发送端收到连续三个重复的 ACK 时，就重新设置慢开始门限 ssthresh。
(2) 与慢开始不同之处是拥塞窗口 cwnd 不是设置为
1，而是设置为 ssthresh + 3? MSS。
(3) 若收到的重复的 ACK 为 n 个（ n > 3），则将
cwnd 设置为 ssthresh + n? MSS。
(4) 若发送窗口值还容许发送报文段，就按拥塞避免算法继续发送报文段。
(5) 若收到了确认新的报文段的 ACK，就将 cwnd 缩小到 ssthresh。
课件制作人：谢希仁
7.4.5 TCP 的重传机制
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。
课件制作人：谢希仁往返时延的方差很大
由于 TCP 的下层是一个互连网环境,IP 数据报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返时延的方差也很大。
时间数据链路层运输层
T1 T2 T3
往返时延的概率分布往返时延的自适应算法
记录每一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认报文段的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时延。
将各个报文段的往返时延样本加权平均，就得出报文段的平均往返时延 RTT。
每测量到一个新的往返时延样本，就按下式重新计算一次平均往返时延 RTT：
平均往返时延 RTT
(旧的 RTT)? (1)? (新的往返时延样本 ) (7-2)
在上式中,0 1。
课件制作人：谢希仁参数? 的选择
若? 很接近于 1，表示新算出的平均往返时延
RTT 和原来的值相比变化不大，而新的往返时延样本的影响不大 (RTT 值更新较慢 )。
若选择? 接近于零，则表示加权计算的平均往返时延 RTT 受新的往返时延样本的影响较大
(RTT 值更新较快 )。
典型的? 值为 7/8。
课件制作人：谢希仁超时重传时间 RTO
(RetransmissionTime-Out)
计时器的 RTO 应略大于上面得出的 RTT，即：
RTO RTT (7-3)
这里? 是个大于 1 的系数。
若取? 很接近于 1,发送端可及时地重传丢失的报文段，因此效率得到提高。
但若报文段并未丢失而仅仅是增加了一点时延，
那么过早地重传反而会加重网络的负担。
因此 TCP 原先的标准推荐将? 值取为 2。
课件制作人：谢希仁往返时延 RTT?
往返时间的测量相当复杂
TCP 报文段 1 没有收到确认。重传（即报文段 2）后，收到了确认报文段 ACK。
如何判定此确认报文段是对原来的报文段 1 的确认，还是对重传的报文段 2 的确认？
发送一个
TCP 报文段超时重传
TCP 报文段 收到 ACK
时间1 2
往返时延 RTT?
是对哪一个报文段的确认？
课件制作人：谢希仁
Karn 算法
在计算平均往返时延 RTT 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时延样本。
这样得出的平均往返时延 RTT 和重传时间就较准确。
课件制作人：谢希仁修正的 Karn 算法
报文段每重传一次,就将重传时间增大一些：
新的重传时间 (旧的重传时间 ) (7-4)
系数? 的典型值是 2 。
当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和重传时间的数值。
实践证明，这种策略较为合理。
7.4.6 随机早期丢弃 RED
(Random Early Discard)
使路由器的队列维持两个参数，即队列长度最小门限 THmin 和最大门限 THmax。
RED 对每一个到达的数据报都先计算平均队列长度 LAV。
若平均队列长度小于最小门限 THmin，则将新到达的数据报放入队列进行排队。
若平均队列长度超过最大门限 THmax，则将新到达的数据报丢弃。
若平均队列长度在最小门限 THmin 和最大门限
THmax 之间,则按照某一概率 p 将新到达的数据报丢弃 。
课件制作人：谢希仁
RED 将路由器的到达队列划分成为三个区域从队首发送最小门限 THmin
最大门限 THmin
数据报到达平均队列长度 Lav
排队丢弃 以概率 p 丢弃课件制作人：谢希仁丢弃概率 p 与 THmin 和 Thmax 的关系最小门限 THmin 最大门限 THmax
平均队列长度 Lav
数据报丢弃概率 p1.0
0
pmax
当 LAV? Thmin 时，丢弃概率 p = 0。
当 LAV?Thmax 时，丢弃概率 p = 1。
当 THmin? LAV? THmax时,0? p? 1 。
例如，按线性规律变化，从 0 变到 pmax。
课件制作人：谢希仁瞬时队列长度和平均队列长度的区别队列长度时间瞬时队列长度平均队列长度课件制作人：谢希仁
7.4.7 TCP 的运输连接管理
1,运输连接的三个阶段
运输连接就有三个阶段，即,连接建立,
数据传送 和 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。
连接建立过程中要解决以下三个问题：
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（如最大报文段长度，最大窗口大小，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。
课件制作人：谢希仁客户服务器方式
TCP 的连接和建立都是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)。
课件制作人：谢希仁用三次握手建立 TCP 连接
SYN,SEQ = x
主机 B
ACK,SEQ = x + 1,ACK = y? 1
被动打开主动打开确认确认主机 A
连接请求建立 TCP 连接
A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步比特 SYN 应置为 1，并选择序号 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 在确认报文段中应将 SYN 置为 1，其确认号应为 x? 1，同时也为自己选择序号 y。
A 收到此报文段后，向 B 给出确认，其确认号应为 y? 1。
A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。
当运行服务器进程的主机 B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程，连接已经建立。
课件制作人：谢希仁
TCP 连接释放的过程
FIN,SEQ = x
ACK,SEQ = x + 1,ACK = y? 1
应用进程释放连接
A 不再发送报文
FIN,ACK,SEQ = y,ACK = x + 1
主机 B主机 A
通知主机应用进程
①
应用进程释放连接
B 不再发送报文
②
确认确认从 A 到 B 的连接就释放了，连接处于 半关闭 状态。
相当于 A 向 B 说：
“我已经没有数据要发送了。
但你如果还发送数据，我仍接收。”
至此，整个连接已经全部释放。
7.4.8 TCP 的有限状态机
为了管理因特网，在网络管理中心设有管理信息库 MIB (Management Information Base)。
管理信息库存放着各主机的 TCP 连接表。
TCP 连接表对每个连接都登记了其连接信息。除本地和远地的 IP 地址和端口号外，还要记录每一个连接所处的状态。
连接状态 本地 IP 地址 本地端口 远地 IP 地址 远地端口连接 1
连接 2
连接 n
TCP
的有限状态机
CLOSED
ESTABLISHED
LISTEN
CLOSE_WAIT
FIN_WAIT_1
SYN_RCVD
FIN_WAIT_2
CLOSING
TIME_WAIT
SYN_SENT
LAST_ACK
主动打开被动打开被动关闭主动关闭起点被动打开 主动打开发送 SYN
同时打开收到 SYN，发送 SYN,ACK
收到 ACK
数据传送阶段关闭发送 FIN
关闭发送 FIN
关闭发送 FIN
收到 RST
收到 SYN
发送 SYN,ACK
关闭或超时收到 ACK
收到 SYN,ACK
发送 ACK
收到 ACK收到 ACK
收到 FIN
发送 ACK
收到 FIN,ACK
发送 ACK
收到 FIN
发送 ACK
同时关闭收到 FIN
发送 ACK
发送 SYN
定时经过两倍报文段寿命后关闭
TCP 的正常的连接建立和关闭
SYN,SEQ = x
客户进程 服务器进程
LISTEN（被动打开）
(主动打开 ) SYN_SENT SYN_RCVD
ESTABLISHED
ESTABLISHED
(主动关闭 ) FIN_WAIT_1 CLOSE_WAIT ( 被动关闭 )
FIN_WAIT_2
LAST_ACKTIME_WAIT
CLOSED
（全双工数据传送阶段）
SYN,ACK,SEQ = y,ACK = x + 1
ACK,SEQ = x + 1,ACK = y + 1
FIN,SEQ = u
ACK,SEQ = v,ACK = u + 1
FIN,ACK,SEQ = v,ACK = u + 1
ACK,SEQ = u + 1,ACK = v + 1TIME_WAIT
CLOSE_WAIT
SYN_RCVD
ESTABLISHED
*7.1 运输层协议概述
*7.2 TCP/IP 体系中的运输层
7.2.1 运输层中的两个协议
7.2.2 端口的概念
*7.3 用户数据报协议 UDP
7.3.1 UDP 概述
7.3.2 UDP 用户数据报的首部格式课件制作人：谢希仁第 7 章 运输层（续）
7.4 传输控制协议 TCP
*7.4.1 TCP 概述
*7.4.2 TCP 报文段的首部
*7.4.3 TCP 的数据编号与确认
*7.4.4 TCP 的流量控制与拥塞控制
*7.4.5 TCP 的重传机制
7.4.6 采用随机早期丢弃 RED 进行拥塞控制
*7.4.7 TCP 的运输连接管理
7.4.8 TCP 的有限状态机课件制作人：谢希仁
7.1 运输层协议概述
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 。
物理层网络层运输层应用层数据链路层面向信息处理面向通信用户功能网络功能运输层为相互通信的应用进程提供了逻辑通信
5
4
3
2
1
运输层提供应用进程 间的逻辑 通信主机 A 主机 B
应用进程 应用进程路由器 1 路由器 2AP
1 LAN
2WANAP
2
AP3
AP4
IP 层
LAN1
AP1 AP2 AP4
端口 端口 5
4
3
2
1
IP 协议的作用范围运输层协议 TCP 和 UDP 的作用范围
AP3
课件制作人：谢希仁应用进程之间的通信
两个主机进行通信实际上就是两个主机中的应用进程互相通信 。
应用进程之间的通信又称为端到端的通信 。
运输层的一个很重要的功能就是复用和分用 。
应用层不同进程的报文通过不同的端口向下交到运输层,再往下就共用网络层提供的服务 。
,运输层提供应用进程间的逻辑通信,。,逻辑通信,的意思是：运输层之间的通信好像是沿水平方向传送数据 。 但事实上这两个运输层之间并没有一条水平方向的物理连接 。
课件制作人：谢希仁运输层协议和网络层协议的主要区别
应用进程
…
应用进程
…?
IP 协议的作用范围
（提供主机之间的逻辑通信）
TCP 和 UDP 协议的作用范围
（提供进程之间的逻辑通信）
因 特 网课件制作人：谢希仁运输层的主要功能
运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信
（ 但网络层是为主机之间提供逻辑通信 ） 。
运输层还要对收到的报文进行差错检测 。
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。
课件制作人：谢希仁运输层与其上下层之间的关系的 OSI 表示法运输实体 运输实体运输协议 运输层层接口运输服务用户
（应用层实体）
运输服务用户
（应用层实体）
层接口网络层
（或网际层）
应用层主机 A 主机 B
运输层服务访问点
TSAP
网络层服务访问点
NSAP
运输层向上提供可靠的和不可靠的逻辑通信信道
？应用层运输层发送进程接收进程接收进程数据 数据全双工可靠信道数据 数据使用 TCP 协议 使用 UDP 协议不可靠信道
发送进程课件制作人：谢希仁
TCP/IP的运输层有两个不同的协议：
(1) 用户数据报协议 UDP
(User Datagram Protocol)
(2) 传输控制协议 TCP
(Transmission Control Protocol)
7.2 TCP/IP 体系中的运输层
7.2.1 运输层中的两个协议课件制作人：谢希仁
两个对等运输实体在通信时传送的数据单位叫作运输协议数据单元 TPDU (Transport Protocol
Data Unit)。
TCP 传送的数据单位协议是 TCP 报文段
(segment)
UDP 传送的数据单位协议是 UDP 报文 或 用户数据报 。
TCP 与 UDP
课件制作人：谢希仁
TCP/IP 体系中的运输层协议
TCPUDP
IP
应用层与各种网络接口运输层课件制作人：谢希仁
TCP 与 UDP
UDP 在传送数据之前不需要先建立连接 。 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 则提供面向连接的服务 。 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 。
课件制作人：谢希仁还要强调两点
运输层的 UDP用户数据报与网际层的 IP数据报有很大区别 。 IP 数据报要经过互连网中许多路由器的存储转发,但 UDP用户数据报是在运输层的端到端抽象的逻辑信道中传送的 。
TCP 报文段是在运输层抽象的端到端逻辑信道中传送,这种信道是可靠的全双工信道 。 但这样的信道却不知道究竟经过了哪些路由器,而这些路由器也根本不知道上面的运输层是否建立了 TCP 连接 。
课件制作人：谢希仁
7.2.2 端口的概念
端口就是运输层服务访问点 TSAP。
端口的作用就是让应用层的各种应用进程都能将其数据通过端口向下交付给运输层，以及让运输层知道应当将其报文段中的数据向上通过端口交付给应用层相应的进程。
从这个意义上讲，端口是用来标志应用层的进程。
端口在进程之间的通信中所起的作用应用层运输层网络层
TCP 报文段 UDP用户数据报应用进程
TCP 复用
IP 复用
UDP 复用
TCP 报文段 UDP用户数据报
应用进程端口端口
TCP 分用 UDP 分用
IP 分用
IP 数据报IP 数据报发送方 接收方课件制作人：谢希仁端口
端口用一个 16 bit 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 。 在因特网中不同计算机的相同端口号是没有联系的 。
课件制作人：谢希仁两类端口
一类是熟知端口，其数值一般为 0~1023。当一种新的应用程序出现时，必须为它指派一个熟知端口。
另一类则是一般端口，用来随时分配给请求通信的客户进程。
课件制作人：谢希仁插口 (socket)
TCP 使用,连接,(而不仅仅是,端口,)作为最基本的抽象,同时将 TCP 连接的端点称为 插口
(socket),或 套接字,套接口 。
插口和端口,IP 地址的关系是：
IP 地址
131.6.23.13
端口号
1500
131.6.23.13,1500插口 (socket)
课件制作人：谢希仁同一个名词 socket
有多种不同的意思
应用编程接口 API 称为 socket API,简称为
socket。
socket API 中使用的一个函数名也叫作 socket。
调用 socket 函数的端点称为 socket。
调用 socke t函数时其返回值称为 socket描述符,
可简称为 socket。
在操作系统内核中连网协议的 Berkeley 实现,称为 socket 实现 。
课件制作人：谢希仁
7.3 用户数据报协议 UDP
7.3.1 UDP 概述
UDP 只在 IP 的数据报服务之上增加了很少一点的功能,即端口的功能和差错检测的功能 。
虽然 UDP 用户数据报只能提供不可靠的交付,
但 UDP 在某些方面有其特殊的优点 。
发送数据之前不需要建立连接
UDP 的主机不需要维持复杂的连接状态表 。
UDP 用户数据报只有 8个字节的首部开销 。
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 。
课件制作人：谢希仁端口是用报文队列来实现
UDP 端口 51000 UDP 端口 69
出队列 入队列出队列入队列
TFTP 服务器TFTP 客户
UDP 用户数据报应用层运输层课件制作人：谢希仁
7.3.2 UDP 用户数据报的首部格式伪首部 源端口 目的端口 长 度 检验和数 据首 部
UDP长度源 IP 地址 目的 IP 地址 0 17
IP 数据报字节 4 4 1 1 2
12 2 2 2 2字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报伪首部 源端口 目的端口 长 度 检验和数 据首 部
UDP长度源 IP 地址 目的 IP 地址 0 17
IP 数据报字节 4 4 1 1 2
12 2 2 2 2字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段有 8 个字节，由 4 个字段组成，
每个字段都是两个字节。
伪首部 源端口 目的端口 长 度 检验和数 据首 部
UDP长度源 IP 地址 目的 IP 地址 0 17
IP 数据报字节 4 4 1 1 2
12 2 2 2 2字节发送在前数 据首 部UDP 用户数据报在计算检验和时，临时把“伪首部”和 UDP 用户数据报连接在一起。 伪首部仅仅是为了计算检验和 。
计算 UDP 检验和的例子
10011001 00010011 → 153.19
00001000 01101000 → 8.104
10101011 00000011 → 171.3
00001110 00001011 → 14.11
00000000 00010001 → 0 和 17
00000000 00001111 → 15
00000100 00111111 → 1087
00000000 00001101 → 13
00000000 00001111 → 15
00000000 00000000 → 0 （检验和）
01010100 01000101 → 数据
01010011 01010100 → 数据
01001001 01001110 → 数据
01000111 00000000 → 数据和 0（填充）
10010110 11101011 → 求和得出的结果
01101001 00010100 → 检验和
153.19.8.104
171.3.14.1112 字节伪首部
8 字节
UDP 首部
7 字节数据填充按二进制反码运算求和将得出的结果求反码全 0 17 15
1087 13
15 全 0
数据 数据 数据 数据数据 数据 数据 全 0
课件制作人：谢希仁
7.4 传输控制协议 TCP
7.4.1 TCP 概述
端口
…
发送 TCP报文段
TCP
…
TCP
接收缓存发送缓存报文段 …报文段 报文段端口发送端 接收端向发送缓存写入数据块从接收缓存读取数据块应用进程 应用进程?
TCP
首部
20 字节的固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FIN
32 bit
SY
N
RS
T
PS
H
AC
K
UR
G
比特 0 8 16 24 31
填 充
TCP 数据部分TCP 首部TCP 报文段
IP 数据部分IP 首部发送在前
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充源端口和目的端口字段 ——各占 2 字节。端口是运输层与应用层的服务接口。运输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充序号字段 ——占 4 字节。 TCP 连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充确认号字段 ——占 4 字节，是期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充数据偏移 ——占 4 bit，它指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远。“数据偏移”的单位不是字节而是 32 bit 字（ 4 字节为计算单位）。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充保留字段 ——占 6 bit，保留为今后使用，但目前应置为 0。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充紧急比特 URG —— 当 URG? 1 时，表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据，
应尽快传送 (相当于高优先级的数据 )。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充确认比特 ACK —— 只有当 ACK? 1 时确认号字段才有效。当 ACK? 0 时，确认号无效。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充推送比特 PSH (PuSH) —— 接收 TCP 收到推送比特置 1 的报文段，就尽快地交付给接收应用进程，而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充复位比特 RST (ReSeT) —— 当 RST? 1 时，表明 TCP
连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），
必须释放连接，然后再重新建立运输连接。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充同步比特 SYN —— 同步比特 SYN 置为 1，就表示这是一个连接请求或连接接受报文。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充终止比特 FIN (FINal) —— 用来释放一个连接。当
FIN? 1 时，表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充窗口字段 —— 占 2 字节。窗口字段用来控制对方发送的数据量，单位为字节。 TCP 连接的一端根据设置的缓存空间大小确定自己的接收窗口大小，然后通知对方以确定对方的发送窗口的上限。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充检验和 —— 占 2 字节 。 检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分 。 在计算检验和时,要在 TCP
报文段的前面加上 12 字节的伪首部 。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充紧急指针字段 —— 占 16 bit。 紧急指针指出在本报文段中的紧急数据的最后一个字节的序号 。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充选项字段 —— 长度可变 。 TCP 只规定了一种选项,
即 最大报文段长度 MSS (Maximum Segment Size)。
MSS 告诉对方 TCP：,我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是 MSS 个字节 。,
MSS 是 TCP 报文段中的 数据字段 的最大长度。
数据字段加上 TCP 首部才等于整个的 TCP 报文段。
TCP
首部
20
字节固定首部目 的 端 口数据偏移检 验 和选 项 （长 度 可 变）
源 端 口序 号紧 急 指 针窗 口确 认 号保 留 FINSYNRSTPSHACKURG
比特 0 8 16 24 31
填 充填充字段 —— 这是为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍 。
课件制作人：谢希仁
7.4.3 TCP 的数据编号与确认
TCP 协议是面向字节的 。 TCP 将所要传送的报文看成是字节组成的数据流,并使每一个字节对应于一个序号 。
在连接建立时,双方要商定初始序号 。 TCP 每次发送的报文段的首部中的序号字段数值表示该报文段中的 数据部分的第一个字节的序号 。
TCP 的确认是对接收到的数据的最高序号表示确认 。 接收端返回的确认号是已收到的数据的最高序号加 1。 因此确认号表示 接收端期望下次收到的数据中的第一个数据字节的序号 。
课件制作人：谢希仁
7.4.4 TCP 的流量控制与拥塞控制
1,滑动窗口的概念
TCP 采用大小可变的滑动窗口进行流量控制 。 窗口大小的单位是 字节 。
在 TCP 报文段首部的窗口字段写入的数值就是当前给对方设置的发送窗口数值的上限 。
发送窗口在连接建立时由双方商定 。 但在通信的过程中,接收端可根据自己的资源情况,随时动态地调整对方的发送窗口上限值 (可增大或减小 )。
收到确认即可前移
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
发送窗口可发送 不可发送指针
发送端要发送 900 字节长的数据，划分为 9 个
100 字节长的报文段，而发送窗口确定为 500
字节。
发送端只要收到了对方的确认，发送窗口就可前移。
发送 TCP 要维护一个指针。每发送一个报文段，指针就向前移动一个报文段的距离。
收到确认即可前移
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
可发送 不可发送指针
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
发送窗口可发送 不可发送指针 发送窗口前移
发送端已发送了 400 字节的数据，但只收到对前
200 字节数据的确认，同时窗口大小不变。
现在发送端还可发送 300 字节。
已发送并被确认已发送但未被确认
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
已发送并被确认已发送但未被确认 可发送 不可发送指针
100 200 300 400 500 600 700 800 900101 201 301 401 501 601 701 8011
已发送并被确认 可发送不可发送指针发送窗口前移发送窗口缩小
发送端收到了对方对前 400 字节数据的确认，但对方通知发送端必须把窗口减小到 400 字节。
现在发送端最多还可发送 400 字节的数据。
利用可变窗口大小进行流量控制双方确定的窗口值是 400
SEQ = 1
SEQ = 201
SEQ = 401
SEQ = 301
SEQ = 101
SEQ = 501
ACK = 201,WIN = 300
ACK = 601,WIN = 0
ACK = 501,WIN = 200
主机 A 主机 B
允许 A 再发送 300 字节（序号 201 至 500）
A 还能发送 200 字节
A 还能发送 200 字节（序号 301 至 500）
A 还能发送 300 字节
A 还能发送 100 字节（序号 401 至 500）
A 超时重发，但不能发送序号 500 以后的数据允许 A 再发送 200 字节（序号 501 至 700）
A 还能发送 100 字节（序号 501 至 700）
不允许 A 再发送（到序号 600 的数据都已收到）
SEQ = 201 丢失！
课件制作人：谢希仁
2,慢开始和拥塞避免
发送端的主机在确定发送报文段的速率时，既要根据接收端的接收能力，又要从全局考虑不要使网络发生拥塞。
因此，每一个 TCP 连接需要有以下两个状态变量：
接收端窗口 rwnd (receiver window) 又称为 通知窗口 (advertised window)。
拥塞窗口 cwnd (congestion window)。
课件制作人：谢希仁接收端窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd
(1) 接收端窗口 rwnd 这是接收端根据其目前的接收缓存大小所许诺的最新的窗口值，是来自接收端的流量控制。接收端将此窗口值放在 TCP
报文的首部中的窗口字段，传送给发送端。
(2) 拥塞窗口 cwnd (congestion window) 是发送端根据自己估计的网络拥塞程度而设置的窗口值，是来自发送端的流量控制。
课件制作人：谢希仁发送窗口的上限值
发送端的发送窗口的上限值应当取为接收端窗口
rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个，
即应按以下公式确定：
发送窗口的上限值? Min [rwnd,cwnd] (7-1)
当 rwnd < cwnd 时，是接收端的接收能力限制发送窗口的最大值。
当 cwnd < rwnd 时，则是网络的拥塞限制发送窗口的最大值。
课件制作人：谢希仁慢开始算法的原理
在主机刚刚开始发送报文段时可先将拥塞窗口
cwnd 设置为一个最大报文段 MSS 的数值 。
在每收到一个对新的报文段的确认后,将拥塞窗口增加至多一个 MSS 的数值 。
用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口
cwnd,可以使分组注入到网络的速率更加合理 。
慢开始和拥塞避免算法的实现举例当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口置为 1。图中的窗口单位不使用字节而使用 报文段 。
慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，
即 ssthresh = 16。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，
因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd 的初始值为 1，
发送第一个报文段 M0。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免发送端收到 ACK1 （确认 M0，期望收到 M1）后，将
cwnd 从 1 增大到 2，于是发送端可以接着发送 M1 和
M2 两个报文段。
慢开始和拥塞避免算法的实现举例接收端发回 ACK2 和 ACK3。发送端每收到一个对新报文段的确认 ACK，就把发送端的拥塞窗口加 1。现在发送端的 cwnd 从 2 增大到 4，并可发送 M4 ~ M6共 4
个报文段。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例发送端每收到一个对新报文段的确认 ACK，就把发送端的拥塞窗口加 1，因此拥塞窗口 cwnd 随着传输次数按指数规律增长。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值 ssthresh 时
（即当 cwnd = 16 时），就改为执行拥塞避免算法，
拥塞窗口按线性规律增长。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始线性规律增长拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例假定拥塞窗口的数值增长到 24 时，网络出现超时（表明网络拥塞了）。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例更新后的 ssthresh 值变为 12（即发送窗口数值 24 的一半），拥塞窗口再重新设置为 1，并执行慢开始算法。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免慢开始和拥塞避免算法的实现举例当 cwnd = 12 时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个 MSS 的大小。
2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 220
0
4
8
12
16
20
24
传输次数拥塞窗口 cwnd
进入拥塞避免发生超时指数规律增长线性规律增长
ssthresh = 16
慢开始 慢开始拥塞避免 拥塞避免更新后的 ssthresh = 12
进入拥塞避免课件制作人：谢希仁乘法减小
(multiplicative decrease)
,乘法减小,是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段,只要出现一次超时 （ 即出现一次网络拥塞 ）,就把慢开始门限值
ssthresh 设置为当前的拥塞窗口值乘以
0.5。
当网络频繁出现拥塞时,ssthresh 值就下降得很快,以大大减少注入到网络中的分组数 。
课件制作人：谢希仁加法增大
(additive increase)
,加法增大,是指执行拥塞避免算法后,当收到对所有报文段的确认就将拥塞窗口
cwnd增加一个 MSS 大小,使拥塞窗口缓慢增大,以防止网络过早出现拥塞 。
课件制作人：谢希仁必须强调指出
,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 。
课件制作人：谢希仁
3,快重传和快恢复
快重传算法规定,发送端只要一连收到三个重复的 ACK 即可断定有分组丢失了,
就应立即重传丢失的报文段而不必继续等待为该报文段设置的重传计时器的超时 。
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 。
快重传举例
M1,M2
ACK2,ACK3
M4
主机 A 主机 B
B 确认 M1和 M2
A 发送 M1 和 M2
A 收到了三个重复的确认 ACK3，就立即重传
M3，而不必等待超时重传。
M3 丢失！ A 发送 M
3 但丢失了
A 发送 M4
ACK3
M5 A 发送 M
5
ACK3 B 发送第二个重复确认 ACK
3
M6 A 发送 M
6
ACK3
M3
B 发送第三个重复确认 ACK3
B 只能再次确认 M2(因为 M3 没有收到）
课件制作人：谢希仁快恢复算法
(1) 当发送端收到连续三个重复的 ACK 时，就重新设置慢开始门限 ssthresh。
(2) 与慢开始不同之处是拥塞窗口 cwnd 不是设置为
1，而是设置为 ssthresh + 3? MSS。
(3) 若收到的重复的 ACK 为 n 个（ n > 3），则将
cwnd 设置为 ssthresh + n? MSS。
(4) 若发送窗口值还容许发送报文段，就按拥塞避免算法继续发送报文段。
(5) 若收到了确认新的报文段的 ACK，就将 cwnd 缩小到 ssthresh。
课件制作人：谢希仁
7.4.5 TCP 的重传机制
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。
课件制作人：谢希仁往返时延的方差很大
由于 TCP 的下层是一个互连网环境,IP 数据报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返时延的方差也很大。
时间数据链路层运输层
T1 T2 T3
往返时延的概率分布往返时延的自适应算法
记录每一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认报文段的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时延。
将各个报文段的往返时延样本加权平均，就得出报文段的平均往返时延 RTT。
每测量到一个新的往返时延样本，就按下式重新计算一次平均往返时延 RTT：
平均往返时延 RTT
(旧的 RTT)? (1)? (新的往返时延样本 ) (7-2)
在上式中,0 1。
课件制作人：谢希仁参数? 的选择
若? 很接近于 1，表示新算出的平均往返时延
RTT 和原来的值相比变化不大，而新的往返时延样本的影响不大 (RTT 值更新较慢 )。
若选择? 接近于零，则表示加权计算的平均往返时延 RTT 受新的往返时延样本的影响较大
(RTT 值更新较快 )。
典型的? 值为 7/8。
课件制作人：谢希仁超时重传时间 RTO
(RetransmissionTime-Out)
计时器的 RTO 应略大于上面得出的 RTT，即：
RTO RTT (7-3)
这里? 是个大于 1 的系数。
若取? 很接近于 1,发送端可及时地重传丢失的报文段，因此效率得到提高。
但若报文段并未丢失而仅仅是增加了一点时延，
那么过早地重传反而会加重网络的负担。
因此 TCP 原先的标准推荐将? 值取为 2。
课件制作人：谢希仁往返时延 RTT?
往返时间的测量相当复杂
TCP 报文段 1 没有收到确认。重传（即报文段 2）后，收到了确认报文段 ACK。
如何判定此确认报文段是对原来的报文段 1 的确认，还是对重传的报文段 2 的确认？
发送一个
TCP 报文段超时重传
TCP 报文段 收到 ACK
时间1 2
往返时延 RTT?
是对哪一个报文段的确认？
课件制作人：谢希仁
Karn 算法
在计算平均往返时延 RTT 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时延样本。
这样得出的平均往返时延 RTT 和重传时间就较准确。
课件制作人：谢希仁修正的 Karn 算法
报文段每重传一次,就将重传时间增大一些：
新的重传时间 (旧的重传时间 ) (7-4)
系数? 的典型值是 2 。
当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和重传时间的数值。
实践证明，这种策略较为合理。
7.4.6 随机早期丢弃 RED
(Random Early Discard)
使路由器的队列维持两个参数，即队列长度最小门限 THmin 和最大门限 THmax。
RED 对每一个到达的数据报都先计算平均队列长度 LAV。
若平均队列长度小于最小门限 THmin，则将新到达的数据报放入队列进行排队。
若平均队列长度超过最大门限 THmax，则将新到达的数据报丢弃。
若平均队列长度在最小门限 THmin 和最大门限
THmax 之间,则按照某一概率 p 将新到达的数据报丢弃 。
课件制作人：谢希仁
RED 将路由器的到达队列划分成为三个区域从队首发送最小门限 THmin
最大门限 THmin
数据报到达平均队列长度 Lav
排队丢弃 以概率 p 丢弃课件制作人：谢希仁丢弃概率 p 与 THmin 和 Thmax 的关系最小门限 THmin 最大门限 THmax
平均队列长度 Lav
数据报丢弃概率 p1.0
0
pmax
当 LAV? Thmin 时，丢弃概率 p = 0。
当 LAV?Thmax 时，丢弃概率 p = 1。
当 THmin? LAV? THmax时,0? p? 1 。
例如，按线性规律变化，从 0 变到 pmax。
课件制作人：谢希仁瞬时队列长度和平均队列长度的区别队列长度时间瞬时队列长度平均队列长度课件制作人：谢希仁
7.4.7 TCP 的运输连接管理
1,运输连接的三个阶段
运输连接就有三个阶段，即,连接建立,
数据传送 和 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。
连接建立过程中要解决以下三个问题：
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（如最大报文段长度，最大窗口大小，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。
课件制作人：谢希仁客户服务器方式
TCP 的连接和建立都是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)。
课件制作人：谢希仁用三次握手建立 TCP 连接
SYN,SEQ = x
主机 B
ACK,SEQ = x + 1,ACK = y? 1
被动打开主动打开确认确认主机 A
连接请求建立 TCP 连接
A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步比特 SYN 应置为 1，并选择序号 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 在确认报文段中应将 SYN 置为 1，其确认号应为 x? 1，同时也为自己选择序号 y。
A 收到此报文段后，向 B 给出确认，其确认号应为 y? 1。
A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。
当运行服务器进程的主机 B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程，连接已经建立。
课件制作人：谢希仁
TCP 连接释放的过程
FIN,SEQ = x
ACK,SEQ = x + 1,ACK = y? 1
应用进程释放连接
A 不再发送报文
FIN,ACK,SEQ = y,ACK = x + 1
主机 B主机 A
通知主机应用进程
①
应用进程释放连接
B 不再发送报文
②
确认确认从 A 到 B 的连接就释放了，连接处于 半关闭 状态。
相当于 A 向 B 说：
“我已经没有数据要发送了。
但你如果还发送数据，我仍接收。”
至此，整个连接已经全部释放。
7.4.8 TCP 的有限状态机
为了管理因特网，在网络管理中心设有管理信息库 MIB (Management Information Base)。
管理信息库存放着各主机的 TCP 连接表。
TCP 连接表对每个连接都登记了其连接信息。除本地和远地的 IP 地址和端口号外，还要记录每一个连接所处的状态。
连接状态 本地 IP 地址 本地端口 远地 IP 地址 远地端口连接 1
连接 2
连接 n
TCP
的有限状态机
CLOSED
ESTABLISHED
LISTEN
CLOSE_WAIT
FIN_WAIT_1
SYN_RCVD
FIN_WAIT_2
CLOSING
TIME_WAIT
SYN_SENT
LAST_ACK
主动打开被动打开被动关闭主动关闭起点被动打开 主动打开发送 SYN
同时打开收到 SYN，发送 SYN,ACK
收到 ACK
数据传送阶段关闭发送 FIN
关闭发送 FIN
关闭发送 FIN
收到 RST
收到 SYN
发送 SYN,ACK
关闭或超时收到 ACK
收到 SYN,ACK
发送 ACK
收到 ACK收到 ACK
收到 FIN
发送 ACK
收到 FIN,ACK
发送 ACK
收到 FIN
发送 ACK
同时关闭收到 FIN
发送 ACK
发送 SYN
定时经过两倍报文段寿命后关闭
TCP 的正常的连接建立和关闭
SYN,SEQ = x
客户进程 服务器进程
LISTEN（被动打开）
(主动打开 ) SYN_SENT SYN_RCVD
ESTABLISHED
ESTABLISHED
(主动关闭 ) FIN_WAIT_1 CLOSE_WAIT ( 被动关闭 )
FIN_WAIT_2
LAST_ACKTIME_WAIT
CLOSED
（全双工数据传送阶段）
SYN,ACK,SEQ = y,ACK = x + 1
ACK,SEQ = x + 1,ACK = y + 1
FIN,SEQ = u
ACK,SEQ = v,ACK = u + 1
FIN,ACK,SEQ = v,ACK = u + 1
ACK,SEQ = u + 1,ACK = v + 1TIME_WAIT
CLOSE_WAIT
SYN_RCVD
ESTABLISHED
