考研冲刺前的总结 —— 计算机网络

计算机网络的组成与分类#

从组成上看，计算机网络由硬件、软件和协议三部分构成；按功能可以分成资源子网和通信子网，资源子网负责数据处理，通信子网负责数据传送。

按覆盖范围分为广域网、城域网、局域网、个人区域网；按拓扑分为总线型、星形、环形、网状；按交换方式分为电路交换、报文交换、分组交换。

需要注意，互联网（internet）泛指网络的网络，因特网（Internet）是其中最大的一个，题目里说“互联网”一般指后者。

性能指标#

速率指数据传输速率，单位是 $\text{b/s}$。注意 $\text{M}$ 在速率里是 $10^6$ 而不是 $2^{20}$，只有存储容量才按 $2^{20}$ 算。

带宽本来指信号能通过的频率范围，单位 $\text{Hz}$；在计算机网络里通常指链路能传送的最高数据率，单位 $\text{b/s}$。

吞吐量指单位时间内通过某个网络的实际数据量，受带宽和负载共同限制，所以吞吐量不会超过带宽。

时延由四部分组成：

发送时延等于数据长度除以发送速率，发生在网卡上；传播时延等于信道长度除以电磁波传播速率，发生在链路上。两者不要搞混，这也是最容易错的一处。

时延带宽积等于传播时延乘以带宽，表示链路上一共能容纳多少比特，也叫“以比特为单位的链路长度”。

往返时间 RTT 指从发送方发出数据到收到确认的时间，包含往返的传播时延以及中间的处理、排队时间。

利用率分为信道利用率和网络利用率。信道利用率是有效发送时间占总时间的比例；网络利用率过高会让时延急剧增大，因为排队时延会随着利用率接近 1 而迅速变长。

需要注意，算时延时单位要先统一，尤其是 $\text{ms}$、$\mu\text{s}$ 和 $\text{b/s}$、$\text{Mb/s}$ 混着给的时候。

服务数据单元与协议数据单元#

服务数据单元是自下而上，下层为上层提供给了什么，是垂直的。

协议数据单元是水平的。

OSI 参考模型#

物理层 - 数据链路层 - 网络层 - 传输层 - 会话层 - 表示层 - 应用层

数据链路层：差错控制、流量控制、介质访问控制

网络层：差错控制、流量控制、拥塞控制

传输层：端到端的通信

会话层：建立、维护、管理会话、打断点、不同主机绘画

表示层：数据压缩、加密、解密、异构网络、数据格式变换

应用层：用户接口、文件传输、电子邮件、虚拟终端、网络管理、万维网

做题的时候，需要注意，下层为上层提供服务，例如传输层为会话层提供服务，而不是反过来。

TCP/IP#

网络接口层 - 网际层 - 运输层 - 应用层

网络接口层：物理地址、物理寻址、链路层协议、物理层设备（没有流量控制）

网际层：流量控制，差错校验（但是校验错误仅丢弃，这个是 ipv4，ipv6 直接没有校验）

运输层：端到端的通信、可靠传输、差错控制、流量控制、拥塞控制

教学模型#

物理层 - 数据链路层 - 网络层 - 运输层 - 应用层

编码与调制#

编码是把数据变成数字信号，调制是把数据变成模拟信号。

常见编码：

• 不归零编码（NRZ）：高低电平直接表示 0 和 1，没有自同步能力；
• 归零编码（RZ）：每个码元中间回到零电平，能自同步但占用带宽更大；
• 曼彻斯特编码：码元中间跳变，跳变既当时钟又当数据，10Base-T 以太网用；
• 差分曼彻斯特编码：码元开始处有没有跳变来表示 0 和 1，抗干扰更强，令牌环用；
• 4B/5B 编码：4 位数据映射成 5 位码，保证有足够的跳变，编码效率 80%，100Base-TX 用。

常见调制：

• 调幅（ASK）：改变载波幅度；
• 调频（FSK）：改变载波频率；
• 调相（PSK）：改变载波相位；
• 正交幅度调制（QAM）：幅度和相位同时调制，$m$ 种状态可以携带 $\log_2 m$ 位比特。

需要注意，曼彻斯特编码的波特率是数据率的两倍，因为一个码元中间必须跳变；问“波特率”时先确认编码方式。

奈奎斯特定理#

公式：

$C_{max} = 2B \log_2(V) \quad (\text{bps})$

物理意义：信道在理想无噪声状态下，码元传输速率的极限是 $2B \text{ Baud}$（$B$ 为信道带宽，单位 $\text{Hz}$）。如果一个码元携带 $\log_2(V)$ 个比特信息（$V$ 为离散电平数或码元状态数），则最大信息传输速率为 $2B \log_2(V)$。

适用场景：题目明确提到了“无噪声信道”，或者给出了“调制电平数/状态数 $V$”且要求极限速率。

香浓定理#

公式：

$C_{max} = B \log_2(1 + \frac{S}{N}) \quad (\text{bps})$

物理意义：在存在随机热噪声的信道中，即使码元状态数无限多，受噪声干扰影响，信息的传输速率依然存在绝对极限。其中 $S/N$ 为信噪比（必须是无量纲的功率比值）。

注意换算：若题目给的是分贝值（$\text{dB}$），需用公式换算：

$\text{信噪比}=10\log_{10}\frac{S}{N}\ (\text{dB})\quad\Longrightarrow\quad \frac{S}{N}=10^{\text{dB}/10}$ 注：如果题目涉及信号与噪声的幅度比，功率比就是幅度比的平方；若要开方求幅度，也必须写成 $(\dots)^{1/2}$ 的形式。

通信基础相关的计算辨析#

1. 如果机械的限死频率，那么只需要看有没有达到上限，如果没有的话，那么就直接按这个频率算，不需要管其他的参数
2. 需要注意题目是不是要求算极限，如果不是极限，那么按照正常的公式计算即可
3. 对于没有提到的信息，不要多考虑，例如本题完全没给计算奈奎斯特定理的条件，仅给了香浓定理的条件，那么久不需要考虑奈奎斯特定理

双重约束取最小：若题目既给了带宽和调制进制，又给了信噪比，且问“信道的最大极限速率”，此时两个定理都要算一遍，取两者的最小值作为最终的物理极限速率：

$C_{\text{real max}}=\min\bigl(2B\log_2 V,\ B\log_2(1+S/N)\bigr)$

上述的 B 其实就是 W，是一个东西。

极限情况下（奈奎斯特定理）：$\text{极限数据率 } C_{max} = \underbrace{2W}_{\text{极限波特率 } R_B} \times \underbrace{\log_2(V)}_{\text{每个码元的比特数}} \quad (\text{bps})$

非极限情况下，事实上就是：$S = R_B \times \log_2(V) \quad (\text{bps})$

而在香浓公式里面，则没有波特率存在。

中继器#

放大和整形。

集线器#

从除了自己之外的所有端口转发，不能隔离冲突域、广播域。

需要注意集线器再生电流需要时间，看题目里怎么表示。

字符计数法#

在帧头用一个计数字段记录本帧的总字节数，接收方数够这么多字节就认为一帧结束。

问题是计数字段一旦出错，后面所有帧的边界都会跟着错位，所以实际协议很少单独用它。

字节填充法#

例如 PPP 协议，需要使用字节填充法。

零比特填充法#

每 5 个连续的 1，就往后面插入一个 0。

违规编码法#

例如差分曼彻斯特编码，不可能出现连续的电平，所以用这个标志来作为帧的边界。

检错码与纠错码理论#

$l=d+c+1$，且 $d\geq c$。

l 是码距，该编码集的码距的意思是任意两个有效字的码距的最小值。

码距计算即按位异或，同为 0，异为 1，1 的个数即码距。

d 指的是检错能力，c 指的是纠错能力。

奇偶校验码#

• 奇校验码：最后加一位校验码，导致总共 1 的个数是奇数

• 偶校验码：最后加一位校验码，导致总共 1 的个数是偶数

如果发的信息违背了这个，那么就说明是错的。

只能检测奇数位错误，不能检测偶数位错误。

CRC 循环冗余校验#

采用多项式除法，余数为校验码。减法采用模 2 减法，即异或运算。

计算方法为约定一个 r+1 为的多项式，然后用原式补 r 个 0 进行除法，在计算的时候使用模 2 减法。

最后把余数拼接得到要发送的东西。

校验的时候直接除，为 0 是对的。

海明码#

• 海明码的位数：背公式，设信息位为 n 位，校验位为 k 位，则 $2^k \geq n + k + 1$。其实简单来说，k 个校验位可以表达 2^k 种状态，必须要覆盖 n+k 个位置报错和 1 种无错状态。
• 海明码的校验位占据所有 2 的整数次幂的位置，即 $H_1$、$H_2$、$H_4$、$H_8$，剩余位置为信息位，信息位按序填入。

海明码如何填入？对于 P1，显然 H1，H3，H5，H7 的最后一位是 1，所以 P1 = D1 异或 D2 异或 D4。同理对于 P2，显然 H2，H3，H6，H7 为 1，所以 P2 = D2 异或 D3 异或 D4。

如何纠错？如果将 S1 = P1 异或 D1 异或 D2 异或 D4，如果 S1，S2，S3 全为 0，那么没有错误。如果 S3S2S1 = 二进制，对应的位错了，需要反过来。

停止等待协议#

停止等待协议顾名思义发一个，收完之后发确认帧然后再发。

可以采用 ack0 和 ack1 交替使用的方式。

回退 N 帧协议#

需要注意回退 n 帧协议的累计确认。

对于滑动窗口协议，假设用 $n$ 位序号编号，那么发送窗口与接收窗口之和不超过 $2^n$。

由于回退 N 帧的接收窗口为 1，所以发送窗口最大为 $2^n-1$。

选择重传协议#

没有累计确认。

同样地，序号用 $n$ 位时，发送窗口与接收窗口之和不超过 $2^n$。

一般取发送窗口等于接收窗口，所以各设为 $2^{n-1}$。但其实只要两者之和不超过 $2^n$ 就行，不必相等。

信道利用率分析#

最大信道利用率（对于回退 N 帧和选择重传协议）：

这里的 $N$ 指的是发送窗口。

尤其需要注意，信道利用率 ≠ 数据率，在计算的时候要注意不要想错算什么。

时分复用 TDM#

时分复用即按固定次序分配时序，优化为 STDM，统计时分复用，动态分配时隙。

通常用于数字信号的传播。

频分复用 FDM#

子频带之间需要隔离频带。

通常用于模拟信号的传播。

波分复用 WDM#

光的频分复用。

码分复用 CDM#

使用不同编码来区分各个原始信号，即共享时间，又共享信道的频率。

简单来讲，每个站点的码片都要和其他正交（注意如果选项中有多个码片，那么也得相互正交）。将得到的原始信息和自己相乘，除以码片长度得到信息。

如果是 1，代表 1，如果是 -1，代表 0。

ALOHA 协议#

• 纯 ALOHA 协议：任何一个站点需要发送数据时，可以立刻发送，无须检测信道状态。如果一段时间未收到确认，则认为发生了冲突。
• 时隙 ALOHA 协议：将时间划分为等长的时隙，要求所有站点同步时钟，且帧发送时间必须小于等于一个时隙。

CSMA 协议#

载波监听机制。

• 1-坚持 CSMA 协议：如果监听到信道空闲，则立刻发送数据。如果监听到信道忙，则持续监听，直到信道空闲后立刻发送数据。
• 非坚持 CSMA 协议：如果监听到信道空闲，则立刻发送数据。如果监听到信道忙，则等待一个随机时间后，再次监听信道。
• p-坚持 CSMA 协议：如果监听到信道空闲，有概率 p 立刻发送数据，有概率 1-p 推迟到下一个时隙。

令牌传递协议#

一个令牌沿着环形网络在各个站点之间依次传递。

• 当网络空闲时，环路中只有令牌帧在循环传递
• 当令牌传递到有数据要发送的站点时，该站点修改标志位，并且在令牌中附带数据，发出去
• 沿着环路传递，如果目的地址和本站点相同，复制帧到本地，但是继续转发
• 返回到原站为止，不再转发，并判断是否出错，错了再生成再发
• 源站重新生成令牌，交给下一个站交出控制权

适合高负载广播信道。

以太网与 IEEE 802.3#

以太网逻辑拓扑为总线型，物理拓扑为星形。

以太网本身是无连接的，采用曼彻斯特编码。

以太网传输介质#

网络适配器：

• 工作层次：物理层与数据链路层（教材侧重其工作在数据链路层）。
• 核心部件：内置处理器和存储器（用于缓存数据）。

网络适配器功能：

• 串并转换：与局域网介质之间采用串行传输，与计算机内部 I/O 总线之间采用并行传输，网卡负责二者转换。
• 信号匹配：负责物理连接与电信号的电平匹配。
• 帧处理：负责数据帧的封装、拆封、发送与接收。
• 介质访问控制：执行链路层的介质访问控制协议。
• 编解码：负责物理信号的编码与解码。
• 中断交互：收到正确的帧后通过硬件中断通知主机 CPU，将数据向上交付网络层；发送时接收网络层下传的 IP 数据报进行封装。

以太网 mac 地址#

48 位全球唯一地址，6B。

高 24 位为厂商标识，低 24 位由厂商自行分配。

需要注意，第一个字节的第 8 位如果为 0，代表是单播地址，如果为 1，代表为多播地址，只有 ff-ff-ff-ff-ff-ff 是广播地址；第一个字节的第 7 位如果是 0，那么代表是全球管理的设备，如果是 1，代表的是本地管理的设备。

CSMA/CD 协议#

需要注意避退。从 [0, 2^k - 1] 中选择一个数，k 为重传次数且最大为 10。

如果重传次数达 16 次还失败，那么网络拥塞，放弃该帧并汇报。

此外，如果检测到冲突，要人为发送干扰信号（32 位或 48 位），让所有站点都知道发生了冲突

帧间最小间隔为 96 bit 发送时间。

CSMA/CD 协议流程

• 准备发送
• 检测信道（在 96 bit 发送时间里保持空闲）开始发送
  • 发送成功
  • 发送失败

以太网的 mac 帧#

662n4，收发协数验。

目的地址（谁收） - 源地址（谁发） - 协议 - 数据（46-1500B） - FCS 验证（是 CRC 最后算出来的东西）。

当然最前面还有前同步码 8B，前 7B 为 10101010B，最后 1B 为 10101011。

以太网不需要帧结束界定符，因为有帧间最小间隔来界定。

协议指的是上层采用什么协议，例如 IP 协议。

高速以太网#

• 100Base-T：星形以太网，全双工 / 半双工。半双工采用 CSMA/CD，最短帧长仍是 64B，用双绞线。帧间最小间隔从 $9.6\,\mu\text{s}$ 减到 $0.96\,\mu\text{s}$
• 吉比特以太网：全双工 / 半双工，采用光纤 / 双绞线。
• 十吉比特以太网：全双工，采用双绞线 / 光纤

无线局域网#

有基础设施的 WLAN

• BSS：基本服务集，无线网的最小构建单元，1 基站 + 若干移动站
• ESS：扩展服务集，多个 BSS 通过分配系统（DS，通常是有线网络）组合起来

无基础设施的 WLAN

• 临时组建，没有中心基站。每一个人都是发送接收端，又充当帮别人转发数据的路由器。

CSMA/CA#

802.11 协议采用的，并且采用停止等待协议。

DCF 方式与 PCF 方式。

前者是分布式协调功能，不需要任何中心控制。各站之间通过争夺信道来获得发送权，且这是最常见也是 CSMA/CA 必须实现的方式。

后者采用 AP 集中控制，采用类似探寻的机制轮流分配。

而基于此又引出三个帧间间隔：

DIFS、PIFS、SIFS。其中 SIFS 是最短的 IFS，他是用于分割一个对话的连续帧，例如 ACK、CTS，分片后的数据以及对 AP 的探寻等。

检测到冲突必须等待 DIFS 的时间，且推迟总是发生在 DIFS 之后。

以 A 发送数据为例子，假设检测到空闲，那么等待 DIFS 的时间直接发送。

如果检测到忙，那么设置一个计时器，冻结该计时器，自动等待空闲。当空闲的时候，先等待 DIFS 的时间，然后启动计时器开始争夺信道，如果计时器为 0，立刻发送，不是，重复 2。

争夺窗口采用二进制指数避退。

为缓解隐蔽站问题，802.11 协议允许对信道进行预约。

流程为：

• A 先检测信道，空闲，等待 DIFS 的时间，然后发送 RTS 告诉所有人我要占用 SIFS+CTS+SIFS+DATA+SIFS+ACK 的时间
• AP 收到 RTS 帧且空闲，等待 SIFS，广播一个允许发送 CTS 的控制帧。
• A 站收到 CTS 后，等待 SIFS，发送数据。

需要注意的是，只有预约的时候才这么做，普通正常发送直接发就好了。

CSMA/CA 思想是先打招呼再发送。

802.11 mac 帧#

2-2-6-6-6-2-6-n-4，即帧控制 2B - 持续期 2B - 地址 1（6B）- 地址 2（6B）- 地址 3（6B）- 序列控制 2B - 地址 4（6B，用于自组网络，不讨论）- 0~2312B 数据 - FCS 4B

在一个局域网内，谁收，谁发，最终发给谁。

需要注意，如果是不同的局域网，那么要改最终发给谁。

VLAN 与 802.1q 帧#

在 802.3 帧的源地址后加了 4B 的 VLAN。

在数据链路层隔离广播域。

CSMA/CD 相关的计算#

对于 10Base-T 以太网，数据率为 $10\text{ Mb/s}$，最短帧长为 $64\text{ B}$，所以最短帧的发送时间为

这个时间就是争用期，也叫端到端往返时延的上限。

假设介质传播速率为 $v$，最大介质长度为 $x$，则要求

此外，如果有额外的时延（例如 Hub 的再生比特流时延），需要 2 倍（因为一来一回）。

网桥#

网桥工作在数据链路层，连接两个网段，按 MAC 地址转发帧，能隔离冲突域，不能隔离广播域。

收到帧后先看源 MAC 学习端口，再看目的 MAC：知道就单播转发，不知道就向除入口外的所有端口泛洪。

需要注意，网桥要防止环路，因为二层帧没有 TTL，环路上的广播会一直循环，所以要用生成树协议（STP）在逻辑上阻塞掉部分端口。

网桥和集线器的区别：集线器是物理层设备，收到什么就往所有端口发什么，所有端口在同一个冲突域；网桥是链路层设备，能按 MAC 选择性转发，每个端口就是一个冲突域。

交换机#

多端口网桥，隔离冲突域，不能隔离广播域。

共享式以太网与交换式以太网#

前者采用集线器，工作在物理层；后者采用交换机，工作在数据链路层。

步骤一：主机 A 向主机 C 发送数据帧（广播泛洪与初次学习）#

1. 发送：主机 A 发送普通以太网帧（无 q 标签），源 MAC 为 MAC_A，目的 MAC 为 MAC_C。
2. 接收与打标：数据帧从端口 1 进入。因为端口 1 是 Access 端口且 PVID 为 10，交换机在内部为该帧打上 VLAN 10 的 802.1Q 标签。
3. 自学习：交换机记录下源地址与接口关系，MAC 地址表新增一条记录： MAC_A，VLAN 10，端口 1。
4. 查找与转发： 交换机查找目的地址 MAC_C，在 VLAN 10 的表项中未找到（未知单播帧），执行局域网内泛洪。 根据 VLAN 隔离规则，该帧只能在 VLAN 10 内泛洪：
   • 端口 2 属于 VLAN 20，直接阻断，不转发。
   • 端口 3 是 Access 端口（属于 VLAN 10），交换机剥离 802.1Q 标签，还原为普通帧（无 q）发送给主机 C。
   • 端口 4 是 Trunk 端口（允许 VLAN 10），交换机保留 VLAN 10 的 802.1Q 标签（含 q），将带标签的帧发往上级交换机。

此时 MAC 表状态：

• MAC_A，VLAN 10，端口 1

步骤二：主机 C 收到后，向主机 A 回复响应帧（单播转发与对端学习）#

1. 发送：主机 C 发送普通以太网帧（无 q 标签），源 MAC 为 MAC_C，目的 MAC 为 MAC_A。
2. 接收与打标：数据帧从端口 3 进入，交换机内部为其打上 VLAN 10 标签。
3. 自学习：交换机记录 MAC_C 的位置，MAC 地址表新增记录： MAC_C，VLAN 10，端口 3。
4. 查找与转发： 交换机在 VLAN 10 中查找目的地址 MAC_A，成功命中第一步学到的记录（端口 1）。 交换机将帧导向端口 1。端口 1 为 Access 端口，交换机剥离 802.1Q 标签，将无 q 的标准以太网帧发给主机 A。 本次转发为精确单播，端口 2 和端口 4 均不会收到此帧。

此时 MAC 表状态：

• MAC_A，VLAN 10，端口 1
• MAC_C，VLAN 10，端口 3

步骤三：上级交换机经由 Trunk 口向主机 B 发送数据帧（带 q 帧的学习）#

假设上级设备有一台属于 VLAN 20 的外部服务器 D（MAC 地址为 MAC_D），向主机 B 发送数据：

1. 接收：数据帧通过端口 4（Trunk 口）流入，该帧在物理链路上本身就已经带有 VLAN 20 的 802.1Q 标签（含 q）。
2. 自学习：交换机读取帧头和标签，记录外部主机的位置，MAC 地址表新增记录： MAC_D，VLAN 20，端口 4。
3. 查找与转发： 交换机查找目的 MAC_B，此时表中还没有 MAC_B 的信息。 交换机在 VLAN 20 内部进行泛洪：
   • 端口 1、端口 3 属于 VLAN 10，受到逻辑隔离，绝对不会收到该数据。
   • 端口 2 是 Access 端口且属于 VLAN 20，交换机剥除 802.1Q 标签，将普通帧（无 q）递交给主机 B。

此时 MAC 表状态：

• MAC_A，VLAN 10，端口 1
• MAC_C，VLAN 10，端口 3
• MAC_D，VLAN 20，端口 4

步骤四：主机 B 回复服务器 D（跨链路带 q 转发）#

1. 发送：主机 B 发出响应帧（无 q），源 MAC 为 MAC_B，目的 MAC 为 MAC_D。
2. 接收与打标：帧进入端口 2，被打上 VLAN 20 标签。
3. 自学习：交换机记录 MAC_B 的位置，MAC 地址表补全： MAC_B，VLAN 20，端口 2。
4. 查找与转发： 交换机查询 VLAN 20 表项，发现目的 MAC_D 对应的出口是端口 4。 端口 4 是 Trunk 口且允许 VLAN 20，因此交换机保留 802.1Q 标签（含 q），把带有 VLAN 20 标记的帧直接通过端口 4 送出。

最终完整的 MAC 表状态：

• MAC_A，VLAN 10，端口 1
• MAC_C，VLAN 10，端口 3
• MAC_D，VLAN 20，端口 4
• MAC_B，VLAN 20，端口 2

核心就是先登记后泛洪转发，如果采用了 VLAN 机制，那么在交换机内部需要登记为同一个网，而转发的时候则是发没有 q 的帧，或者如果就是要发往 q 的，直接发。

异构网络互连#

异构网络的意思是把体系结构、通信协议、传输介质、拓扑结构都不同的网络连起来，典型的代表是广域网和局域网互连。

IP 协议的存在是为了消除这些异构性的。

路由与转发#

• 路由选择
• 分组转发

虚电路与数据报#

辨析一下：

• 电路交换
• 报文交换
• 分组交换
  • 虚电路
  • 数据报

虚电路和数据报都是分组交换的一种。

虚电路在建立之前需要进行路由选择，并且别的虚电路也可以使用自己的部分结点。

虚电路有自己的差错控制，可以保证按序到达，提供端到端的交付，有连接可靠的服务。由于存在 VCID，所以不必提供完整地址，首部开销小。

对故障能力适应差。

考虑这样一种情况，假设在运行的过程中所有的结点逐渐故障，那么虚电路需要频繁的重新建立和拆除。虚电路的建立和拆除非常消耗资源。并且，路径一开始就是定死的，所以一个结点故障直接瘫痪。

所以其对故障的适应能力差。

数据报提供无连接不可靠的服务，只是尽最大努力交付，所以对故障的适应能力强。

而对于电路交换，其是专门选择一条物理链路专门占有，其数据率高，对故障适应能力差。

即传输时延极小、实时性强、通信带宽稳定，但是资源利用率差。

软件定义网络#

SDN 即控制平面与数据平面解耦。控制平面负责路由选择，数据平面负责转发。

北向接口和南向接口，从实际角度理解，也就是北向南，给上层应用提供标准化 API，南向北，通过 OpenFlow 等协议统一控制。

东西 向接口，控制集群内部通信。

SDN 优势：集中控制与分布转发；灵活可编程；成本降低

SDN 挑战：安全风险，一旦崩溃全网络崩溃；性能瓶颈，集中控制着网络规模扩大，控制器成为性能瓶颈

拥塞控制#

在 OSI 模型对应的网络层，需要实现拥塞控制。

拥塞控制即负载增大单吞吐量增长甚微，进入轻度拥塞状态；负载增大吞吐量下降，进入拥塞状态。

主要有两种方法：

• 开环控制：系统设计的时候预先考虑拥塞的情况，静态策略防止拥塞发生
• 闭环控制：动态检测网络，基于反馈机制

IPv4 分组格式#

分组格式考试会给，不过还是要理解每个字段的含义。

• 版本：4 位，表示 IP 协议版本，比如 IPv4 是 4。
• 首部长度：4 位，4 字节为单位。如果首部没有可选字段，那么首部最短为 20 字节，首部长度字段也就是 0101，即 5，首部可选字段最长为 40，所以总共最长是 60 字节
• 总长度：16 位，1 字节为单位。
• 标识：占 16 位，源主机设置的递增 计数器，以便正确让目的主机重组为原数据报
• 标志：3 位，低 2 位有意义，MF = 1 表示后面还有分片，DF = 1 表示不能分片
• 片偏移：13 位，以 8 字节为单位，所以每个分片的数据部分必须是 8 的整数倍
  • 例如链路层 MTU 为 800B，减去 20B 首部后每个分片的数据部分最多 780B，但 780 不能被 8 整除，所以第一个分片取 776B，剩下的 224B 作为第二个分片
  • 第二个分片的片偏移是 $776/8=97$，第一个分片的 MF 置 1，最后一个分片的 MF 置 0
• 生存时间 TTL：占 8 位
• 协议：占 8 位，表示应该交付给上层哪个协议，例如 TCP / UDP。TCP 是 6，UDP 是 17
• 首部校验和：占 16 位，只校验首部，需要注意，采用反码求和，反码求和需要回卷
• 源地址
• 目的地址

IPv4 的地址（IP 地址）#

• 分类的 IP 地址：A 类地址，B 类地址，C 类地址，D 类地址，E 类地址，其中 D 类地址是多播地址，E 类地址保留使用

• 主机号全为 0，表示网络本地地址，即网络地址

• 主机号全为 1，表示广播地址

• 127.x.x.x，表示本地环回测试

• 32 位全为 0，表示本网络上的本主机

• 32 位全为 1，表示受限广播地址

• 网络号为 0.x.x.x，表示特殊用途

• 划分子网：从主机号里借若干位当子网号。原本主机号是 $m$ 位，借 $n$ 位就能划出 $2^n$ 个子网，每个子网可用主机数是 $2^{m-n}-2$，减 2 是因为主机号全 0 和全 1 不能用。

• 子网掩码：网络号和子网号对应的位置全 1，主机号对应的位置全 0。例如 255.255.255.0 表示前 24 位是网络部分，后 8 位是主机部分。

  • 判断两个地址是否同子网，就是把各自的 IP 和子网掩码按位与，比较结果是否相同。
  • 变长子网掩码可以按需分配，前缀长的子网放主机少但需求多的网段，避免浪费。

• 默认网关：即默认的网关地址，例如 192.168.1.1，表示默认的网关地址。

• 无分类编址 CIDR：即无分类的域间路由，不区分网络号和主机号。例如 211.211.211.211/23，表示网络号为 23 位，主机号为 9 位。

• 路由聚合：把多个连续的小前缀合并成一个更大的前缀。例如 211.211.212.0/24 和 211.211.213.0/24 可以合并成 211.211.212.0/23；211.211.211.0/24 与它们不连续，只能单独保留。

  • 想一次覆盖 211、212、213 三个网段，只能用 211.211.210.0/22，但这样会把 210、214、215 也一起宣告出去，实际配置里通常不这么做。
  • 聚合的前提是起始地址对齐到同一个边界，否则合并不了；最长前缀匹配保证更具体的路由优先。

• 辨析 CIDR 与划分子网：简单来讲，对于一个网络 211.211.211.211/23，其表达能力和网络是 211.211.211.211，子网掩码是 255.255.254.0 是一致的。所以在路由聚合的时候，需要注意网络的表达

• 划分子网

  • 定长子网掩码划分
  • 变长子网掩码划分

NAT 技术#

在做题的时候，一定要注意 NAT 技术。

• 10.0.0.0 - 10.255.255.255
• 172.16.0.0 - 172.31.255.255
• 192.168.0.0 - 192.168.255.255

这三块地址是专门划分给内网使用的，不能直接用于公网。

网络层分组#

注意默认网关以及网络的设置，例如路由器里可以设置：

其他：0.0.0.0/0，或者 0.0.0.0，子网掩码为 0.0.0.0

默认路由写成 0.0.0.0/0，能匹配所有目的地址，但它前缀最短，所以只有其他路由都匹配不上时才会走它。

需要注意，默认路由的表项越少越好，因为它只在本地路由表里“托底”，真正的转发还是靠更具体的前缀。

ARP 地址解析协议#

工作在网络层，具体见后面的场景分析。

DHCP 协议#

• 协议基础属性

1. 协议定位：应用层协议，采用 C/S（客户/服务器）架构。
2. 底层传输协议：基于 UDP 协议。
   • 端口号：DHCP 服务器监听端口为 UDP 67，DHCP 客户监听端口为 UDP 68。
3. 为什么选择 UDP 而非 TCP？
   • 客户机在初始阶段没有自己的 IP 地址，也不知道服务器的 IP 地址，无法进行 TCP 的“三次握手”来建立面向连接的信道；
   • UDP 无须建立连接，并且天然支持广播，完全契合初始无 IP 状态下的通信需求。

• 初次获取 IP 地址交互全过程（四步握手）

发现（Discover） $\to$ 提供（Offer） $\to$ 请求（Request） $\to$ 确认（ACK）

这四步的 IP 层通信全部采用广播方式。

1
  DHCP 客户                                 DHCP 服务器群
2
     |                                             |
3
     | ----- 1. DHCP Discover (广播寻找) --------> |
4
     |                                             |
5
     | <---- 2. DHCP Offer (广播提供配置) -------- |
6
     |                                             |
7
     | ----- 3. DHCP Request (广播选定并通告) ---> |
8
     |                                             |
9
     | <---- 4. DHCP ACK (广播确认生效) ---------- |
10
     v                                             v

• DHCP 发现报文（DHCP Discover）

  • 方向：客户 $\to$ 网络中所有主机（广播）
  • 源 IP 地址：0.0.0.0（客户尚未获得 IP）
  • 目的 IP 地址：255.255.255.255（受限广播地址）
  • 核心目的：寻找局域网内所有可用的 DHCP 服务器。

• DHCP 提供报文（DHCP Offer）

  • 方向：DHCP 服务器 $\to$ 客户（广播）
  • 源 IP 地址：DHCP 服务器自身 IP
  • 目的 IP 地址：255.255.255.255
  • 携带信息：拟分配给客户的 IP 地址、子网掩码、默认网关、DNS 服务器 IP、租用期（Lease Time）等。
  • 注意点：凡收到 Discover 报文的服务器均可响应，因此客户机可能会收到多份 Offer 报文。

• DHCP 请求报文（DHCP Request）

  • 方向：客户 $\to$ 网络中所有主机（广播）
  • 源 IP 地址：0.0.0.0（此时尚未正式得到最终确认授权，仍不可用）
  • 目的 IP 地址：255.255.255.255
  • 关键考点（为什么依然广播？）：
    • 客户只能选择其中一个 Offer（通常选择最先到达的）。
    • 采用广播的目的是通知所有服务器：不仅正式向“被选中的服务器”请求配置，更重要的是公开通告其他未被选中的服务器，以便它们及时释放为该客户预留的 IP 地址及资源。

• DHCP 确认报文（DHCP ACK）

  • 方向：被选中的 DHCP 服务器 $\to$ 客户（广播）
  • 源 IP 地址：DHCP 服务器自身 IP
  • 目的 IP 地址：255.255.255.255
  • 结果：确认绑定关系，将 IP 地址正式分配给客户。客户机收到 ACK 后，网络参数正式配置生效。
  • 注：若服务器发现拟分配的 IP 已被占用或无效，则发回 DHCP NAK（否认报文），客户需重新从第一步开始申请。

• 租用期管理机制（Lease Lifecycle）

DHCP 分配的 IP 均为临时借用，具有时间限制（租用期，由服务器决定）。

• 关键陷阱

1. 第 1 步与第 3 步的源 IP 为什么都是 0.0.0.0？
   • 答：第 1 步完全没有 IP；第 3 步虽然选定了 IP，但该 IP 尚未经过服务器最终 ACK 确认授权，因此仍不能作为有效源 IP 使用。
2. 为什么 50% 续租是单播，而 87.5% 续租是广播？
   • 答：50% 时只是常规续约，定向找原服务器即可（单播精确省资源）；87.5% 时原服务器大概率已宕机或脱网，必须广播向局域网内其他可能存在的 DHCP 服务器寻求续租拯救。
3. 租期更新失败的下场？
   • 答：无论是在 50% 收到 NAK，还是在 100% 耗尽未果，客户机必须立刻停止使用当前 IP！

DHCP 具体流程分析见应用层的最终模型。

ICMP#

• ICMP 差错报文

  • 终点不可达
  • 时间超过
  • 参数问题
  • 改变路由（重定向）
  • 源点抑制：拥塞而丢弃，新的已经取消

• 防止无限循环或无意义反馈，对以下不汇报

  • ICMP 差错报文本身
  • 第一个数据分片后的所有分片
  • 目的地址为多播 / 广播
  • 特殊地址（127.0.0.0，0.0.0.0）

• ICMP 询问

  • 回送请求和回答报文：是否可达
  • 时间戳请求和回答报文：测 TTL

• ICMP 应用

  • 分组探测 ping
  • 路由跟踪（逐渐增大 TTL）

需要注意，ICMP 报文不对校验错误的报文发送差错报文，而是等待计时器超时自动重发。

因为 IP 协议是无连接不可靠的。

静态路由#

由网络管理员配置，例如可以配置 NAT 路由器的端口映射，比如把外网的 ip<80> 端口映射到内网的 ip<80> 端口。

层次路由#

层次路由是把网络按区域划分，区域内部用域内路由协议，区域之间用域间路由协议。

好处是路由表规模小、收敛快、区域内的拓扑变化不会扩散到全网；代价是最短路径可能不是全局最优。

需要注意，自治系统（AS）就是为了实现层次路由而划分的，域内追求最优路径，域间还要考虑策略、计费和政治因素，所以 BGP 选的不一定是最短路径。

内部网关协议 IGP - RIP#

跑在 UDP 上的，具体见下面的模型。

内部网关协议 IGP - OSPF#

划分出来的东西叫做区域，其边界路由器叫做区域边界路由器。

采用迪杰斯特拉算法，并且全局状态稳定了一致。

• OSPF 报文
  • 问候（Hello）报文：发现并维护邻居关系
  • 数据库描述分组（DD 分组）
  • 链路状态请求（LSH）
  • 链路状态更新（LSA）
  • 链路状态确认（LSA）

外部网关协议 EGP - BGP#

iBGP：核心路由器，运行 iBGP 协议，时刻和其他核心路由器和边界路由器练习以确保得到路径。

eBGP：边界路由器。

划分出来的东西叫做自治系统。

• BGP 路由选择优先级

  • 本地偏好值（网络管理员配置）
  • AS 跳数最短
  • 热土豆路由算法（这个指的是过内部网关协议的时候，走最短的那一条）
  • 选择 BGP 标识最小的

• BGP 报文

  • 打开（open）报文
  • 更新（Update）报文
  • 保活报文（Keepalive）报文
  • 同质（Notification）报文

BGP 协议跑在 TCP 上。

路由器#

路由器工作在网络层，转发的是 IP 数据报，能连接不同的网络，也能在 IPv4 和 IPv6 之间做转换。

结构分四部分：

• 输入端口：物理层接收、链路层解封装、查转发表决定送到哪个输出端口；
• 交换结构：把分组从输入端口送到输出端口，常见实现是经内存交换、经总线交换、经交换网络（如 Crossbar）交换；
• 输出端口：缓存排队、重新封装成帧发出去；
• 路由处理器：运行路由协议，维护路由表，计算并下发转发表。

需要注意，输入端口排队过多会丢包，输出端口排队过多也会丢包，这就是路由器拥塞的来源；交换结构的速率决定了路由器的整体吞吐能力。

路由表与分组转发#

转发表由路由表计算得出。

路由表是路由协议算出来的，包含目的网络、下一跳、度量等；转发表是从路由表提炼的，只保留“查什么、从哪个口出去”，并且按最长前缀匹配来查。

需要注意，转发表里通常不存完整的 IP 地址，只存前缀，查表时把目的地址前缀逐位比较，取匹配最长的那一条，这就是默认路由 0.0.0.0/0 永远排在最后的原因。

0 时刻启动#

1. 0 时刻（刚开机/协议刚启动）：主动索要（RIP Request）
   • 路由器刚启动时，如果在 30 秒周期内傻等，网络收敛就会很慢。
   • 因此，路由器刚初始化完毕，会立刻向所有使能接口多播发送一个 RIP 请求报文（Request Message），询问：“邻居们，把你们手头的路由表发我一份！”
   • 邻居收到后，立即针对该请求回送一个 RIP 响应报文（Response Message）。这样可以在几毫秒内迅速拿到邻居手里的初始路由。
2. 常规运行期：周期性通告（RIP Response - 周期 30s）
   • 此后，路由器启动定时器，每隔 30 秒主动向外多播一次完整的路由表（携带自己当前所知的所有路由条目）。
   • -注：为防止同一局域网内所有路由器同时发包导致拥塞，这个 30s 通常会加上一个随机的小抖动（比如 25s ~ 35s）。-
3. 三大定时器：
   • 更新定时器（30s）：周期性发送全部路由。
   • 超时/失效定时器（180s）：若 180s 没收到某个邻居关于某条路由的更新，将该路由的度量值直接置为 16（不可达）。
   • 垃圾收集定时器（120s）：置为 16 后再等 120s，若仍无更新，彻底从路由表中抹除该条目。

时刻 $T_0$：初始上电状态#

各路由器仅知道与自己硬件端口物理直连的网络，跳数记为 1，下一跳为“直连（Direct）”：

• R1 初始路由表：
  • Net1 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
  • Net2 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
• R2 初始路由表：
  • Net2 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
  • Net3 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
• R3 初始路由表：
  • Net3 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
  • Net4 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct

第 1 次更新周期（$T \approx 0 \sim 30\text{s}$）：相邻信息互换#

所有路由器向邻居发送自身的路由向量。

1. R1 与 R2 之间互换#

• R2 将自己的表发给 R1：{Net2: 1, Net3: 1}
• R1 收到后，先将所有条目距离全部加 1（变为 {Net2: 2, Net3: 2}，下一跳设为 R2）：
  • 对比 Net2：原先直连距离为 1，新送来的距离为 2，不更新。
  • 对比 Net3：原表中没有 Net3，学习新增条目！
  • R1 路由表更新为：
    • Net1 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
    • Net2 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
    • Net3 $\to$ 距离：2, 下一跳：R2（新学到！）
• 同理，R2 收到 R1 的表 {Net1: 1, Net2: 1}，加 1 后变为 {Net1: 2, Net2: 2}：
  • R2 学习到 Net1。

2. R2 与 R3 之间互换#

• R2 收到 R3 的表，学习到 Net4（距离：2, 下一跳：R3）。
• R3 收到 R2 的表，学习到 Net2（距离：2, 下一跳：R2）。

第 1 次更新结束后各表状态#

• R1：知道 Net1(1), Net2(1), Net3(2)；仍不知道 Net4！
• R2：知道 Net1(2), Net2(1), Net3(1), Net4(2)；（R2 率先收敛！）
• R3：知道 Net2(2), Net3(1), Net4(1)；仍不知道 Net1！

第 2 次更新周期（$T \approx 60\text{s}$）：跨跳信息扩散与全网收敛#

30 秒后，更新定时器再次触发。此时 R2 已经拥有了关于 Net4 和 Net1 的信息，并在本次广播中通告出去。

1. R2 发送路由表给 R1#

• R2 发送的向量中包含条目 {Net4: 2}。
• R1 收到后加 1 变为 {Net4: 3, 下一跳: R2}：
  • R1 查表发现自己此前完全不知道 Net4，立刻新增记录！
  • R1 最终路由表：
    • Net1 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
    • Net2 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
    • Net3 $\to$ 距离：2, 下一跳：R2
    • Net4 $\to$ 距离：3, 下一跳：R2

2. R2 发送路由表给 R3#

• R2 发送的向量中包含条目 {Net1: 2}。
• R3 收到后加 1 变为 {Net1: 3, 下一跳: R2}：
  • R3 查表新增记录 Net1。
  • R3 最终路由表：
    • Net1 $\to$ 距离：3, 下一跳：R2
    • Net2 $\to$ 距离：2, 下一跳：R2
    • Net3 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct
    • Net4 $\to$ 距离：1, 下一跳：Direct

RIP 模型结束#

至此，网络中所有路由器都获知了全网所有 4 个子网的完整到达路径，网络达到收敛（Convergence）状态！此后若拓扑无变化，每 30s 的更新报文仅用于重置超时定时器以维持活跃。

稳态后的异常处理：故障与“坏消息传得慢”#

如果此时 Net1 发生故障物理断开：

1. R1 首先察觉，将 Net1 的度量置为 16（不可达）。
2. 致命缺陷（慢收敛与路由环路）：
   • 如果此时恰好 R2 的 30s 定时器先到了，R2 把自己旧的路由表（Net1: 2, 下一跳：R1）广播给 R1。
   • R1 以为 R2 还有一条通往 Net1 的路，加 1 误算为 Net1: 3, 下一跳: R2！
   • 接着 R1 又广播给 R2，R2 更新为 Net1: 4, 下一跳: R1……
   • 如此循环往复，两台路由器互相踢皮球，跳数不断攀升，直到数字累加到 16 判定彻底不可达，这就是著名的“无穷大计数问题（Count to Infinity）”！
3. 解决方案（三大经典防环机制）：
   • 水平分割（Split Horizon）：“从哪个接口学来的路由，绝不再从该接口发回去”（R2 从 R1 学到 Net1，发给 R1 时绝不包含 Net1）。
   • 毒性逆转（Poison Reverse）：“从该接口学到的路由，发回去时把度量直接设为 16（标为毒药）”。
   • 触发更新（Triggered Updates）：一旦网络拓扑发生改变，不等 30s 定时器到期，立刻向周围全网广播坏消息！

关于 RIP 其他注意的点#

使用 RIP 的时候，若收到的更新报文中的下一跳地址，与本地路由表中已有条目的下一跳地址相同，则无论距离增大还是减小，都必须更新。

$(\text{目的网络 Net}, \quad \text{下一跳路由器 Next-Hop}, \quad \text{距离/跳数 Metric})$

这是 RIP 记录的东西，假设当前路由器 A 有 2 条记录：

D，B，2；E，C，3

路由器 B 传过来两条他的记录：

D，4；E，1

路由器 A 先标准 +1，即

D，5；E，2

那么，对比，可以发现 A 的两条都应该更新，即 D，B，5；E，B，2。

阶段一：H1 向 H4 发送数据#

步骤 1：H1 查询本地缓存并发送 ARP 请求广播#

• 状态：H1 的 ARP 表为空，不知道 H4 的 MAC，将待发送的 IP 数据报挂起。
• 动作：H1 广播发送 ARP 请求。
• 以太网帧与报文结构辨析：
  • 以太网帧首部（数据链路层）：
    • 源 MAC = A1
    • 目的 MAC = FF（以太网广播，局域网全员接收）
  • ARP 请求载荷内部：
    • 发送端 IP = 192.168.1.1，发送端 MAC = A1
    • 目标端 IP = 192.168.1.4，目标端 MAC = 00（未知，占位填 0）

步骤 2：全网接收与 ARP 缓存学习#

局域网内所有主机（H2、H3、H4）的网卡均接收到该广播帧，解封交给 ARP 模块处理：

• 主机 H2：
  • 发现目标 IP（192.168.1.4）不是自己，不予以回复；
  • 但是！按照题目要求的机制，H2 解析出发送方的映射，顺手将 <192.168.1.1, A1> 记录到了自己的 ARP 缓存表中！
• 主机 H3：
  • 目标 IP 不是自己，不予回复；同样顺手记录 <192.168.1.1, A1> 到缓存表。
• 主机 H4：
  • 发现目标 IP 正是自己！
  • H4 将 <192.168.1.1, A1> 写入/更新自己的 ARP 缓存表；
  • 准备发起 ARP 响应。

步骤 3：H4 单播发送 ARP 响应给 H1#

• 动作：H4 已经知道了 H1 的 MAC（A1），因此以单播形式回复。
• 以太网帧与报文结构辨析：
  • 以太网帧首部（数据链路层）：
    • 源 MAC = A4
    • 目的 MAC = A1（单播交付）
  • ARP 响应载荷内部：
    • 发送端 IP = 192.168.1.4，发送端 MAC = A4
    • 目标端 IP = 192.168.1.1，目标端 MAC = A1
• 结果：H1 收到后，将 <192.168.1.4, A4> 存入本地 ARP 缓存表。

步骤 4：H1 正式向 H4 发送 IP 数据报#

• 以太网帧首部（数据链路层）：
  • 源 MAC = A1
  • 目的 MAC = A4
• IP 首部（网络层）：
  • 源 IP = 192.168.1.1
  • 目的 IP = 192.168.1.4
• 传输：H4 顺利收到 H1 的数据报！

阶段二：随后，主机 H2 向主机 H1 发送数据#

步骤 5：H2 检查本地 ARP 缓存表#

• 状态：H2 想要发送数据报给 H1（目的 IP：192.168.1.1）。
• 关键推导：
  • 因为在步骤 2 中，H2 偷听（接收）到了 H1 发送的 ARP 广播，并启用了自动学习机制；
  • 所以此时 H2 的本地 ARP 表中已经存在条目 <192.168.1.1 -> A1>！
• 结论：主机 H2 根本不需要再次发送 ARP 广播请求！

步骤 6：H2 直接封装并单播发送 IP 数据报给 H1#

• 以太网帧首部（数据链路层）：
  • 源 MAC = A2
  • 目的 MAC = A1（直接命中缓存，无需请求）
• IP 首部（网络层）：
  • 源 IP = 192.168.1.2
  • 目的 IP = 192.168.1.1
• 传输：交换机依据 MAC 地址表将帧单播送达 H1，通信直接完成！

状态速查表#

阶段 1：主机 A 进行网段判断（路由决策）#

1. 主机 A 的网络层生成待发送的 IP 数据报：
   • 源 IP：192.168.1.10
   • 目的 IP：192.168.2.80
2. 主机 A 用自身的子网掩码（255.255.255.0）与目的 IP 进行按位逻辑与运算，得出目的网络号为 192.168.2.0。
3. 主机 A 发现目的网络与自己所在的 192.168.1.0 网段不属于同一子网。
4. 决策结果：主机 A 必须将该数据报交给默认网关（192.168.1.1）进行跨网段转发。

阶段 2：内网 1 内部的 ARP 寻址（A 寻找网关的 MAC）#

1. 主机 A 准备将数据报封装成 MAC 帧，下一跳地址为网关 192.168.1.1。
2. 主机 A 查询本地 ARP 缓存表，因为是“从零开始”，未命中，无法得知网关的 MAC。
3. 主机 A 发送 ARP 请求报文：
   • 报文内容：“谁是 192.168.1.1？请告诉我你的 MAC，我是 192.168.1.10，MAC 是 AA-...-AA。”
   • MAC 帧封装：
     • 源 MAC：AA-AA-AA-AA-AA-AA
     • 目的 MAC：FF-FF-FF-FF-FF-FF（广播帧）
4. 交换机 SW1 收到该广播帧，进行洪泛（转发到除入口外的所有端口）。
5. 路由器接口 E0 收到广播帧，解封后识别到正在询问自己的 IP（192.168.1.1）：
   • 路由器将主机 A 的映射（192.168.1.10 <-> AA-AA-AA-AA-AA-AA）记录到自己的 ARP 缓存中。
6. 路由器接口 E0 发送 ARP 响应报文：
   • 报文内容：“我是 192.168.1.1，我的 MAC 是 R0-R0-R0-R0-R0-R0。”
   • MAC 帧封装：
     • 源 MAC：R0-R0-R0-R0-R0-R0
     • 目的 MAC：AA-AA-AA-AA-AA-AA（单播帧）
7. 交换机 SW1 将该帧转发给主机 A。主机 A 收到后，将网关映射写入本地 ARP 缓存。

阶段 3：主机 A 封装并发送首个 IP 数据报#

1. 主机 A 将之前暂存的 IP 数据报重新封装为数据链路层帧：
   • MAC 首部：源 MAC = AA-AA-AA-AA-AA-AA，目的 MAC = R0-R0-R0-R0-R0-R0
   • IP 首部：源 IP = 192.168.1.10，目的 IP = 192.168.2.80
2. 交换机 SW1 根据目的 MAC（R0-...）进行转发，数据帧到达路由器接口 E0。

阶段 4：路由器解封装与查表路由#

1. 路由器接口 E0 收到帧，比对目的 MAC 符合自身，接收并剥离数据链路层首部（MAC 帧头帧尾），送交网络层。
2. 路由器检查 IP 首部：
   • 检查通过，将 TTL 减 1（重新计算 IP 首部校验和）。
   • 提取目的 IP：192.168.2.80。
3. 路由器检索自身路由表，匹配到直连路由条目：192.168.2.0/24 对应出接口为 E1。
4. 路由器准备将 IP 数据报从接口 E1 封装转发出去。

阶段 5：内网 2 内部的 ARP 寻址（路由器寻找 Web 服务器的 MAC）#

1. 路由器准备从接口 E1 封装发往 Web 服务器（192.168.2.80）。
2. 路由器检查接口 E1 的 ARP 缓存表，未命中（从零开始，没有任何缓存记录）。
3. 暂存该 IP 数据报，路由器接口 E1 发送 ARP 请求广播帧：
   • 报文内容：“谁是 192.168.2.80？请回答，我是 192.168.2.1，MAC 是 R1-...-R1。”
   • MAC 帧封装：
     • 源 MAC：R1-R1-R1-R1-R1-R1
     • 目的 MAC：FF-FF-FF-FF-FF-FF（广播帧）
4. 交换机 SW2 将广播帧洪泛，Web 服务器 B 收到该帧：
   • B 确认询问的是自己的 IP，把网关映射记录到自己的 ARP 缓存中。
5. Web 服务器 B 发送 ARP 响应报文：
   • 报文内容：“我是 192.168.2.80，我的 MAC 是 BB-BB-BB-BB-BB-BB。”
   • MAC 帧封装：
     • 源 MAC：BB-BB-BB-BB-BB-BB
     • 目的 MAC：R1-R1-R1-R1-R1-R1（单播帧）
6. 交换机 SW2 转发给路由器 E1 接口，路由器将 Web 服务器的 MAC 存入自己的 ARP 缓存表。

阶段 6：路由器封装并成功交付 IP 数据报#

1. 路由器接口 E1 将此前暂存的 IP 数据报重新封装：
   • MAC 首部：
     • 源 MAC：R1-R1-R1-R1-R1-R1（变为出接口 E1 的 MAC）
     • 目的 MAC：BB-BB-BB-BB-BB-BB（变为 Web 服务器的 MAC）
   • IP 首部：
     • 源 IP：192.168.1.10（保持不变！）
     • 目的 IP：192.168.2.80（保持不变！）
2. 路由器从 E1 接口发出该以太网帧。
3. 交换机 SW2 依据目的 MAC 转发给 Web 服务器 B。
4. Web 服务器 B 收到该帧，校验 MAC 地址一致，剥离 MAC 帧头，将 IP 数据报送上自身的网络层，最终根据协议号提交给传输层（TCP 80 端口）。

IP 与 MAC 会不会变#

• IP 变不变？不走 NAT 时，源 IP、目的 IP 全程不变！
• MAC 变不变？每过一个路由器（网关），源 MAC、目的 MAC 统一变

UDP 首部#

首部仅有 8B，四个字段各 2B：源端口、目的端口、长度、校验和。

长度字段是首部加数据的总长度，最小值为 8；校验和可以填 0 表示不校验，IPv4 允许，IPv6 不允许。

源端口在不需要对方回复的时候填 0 就好了。

支持 1 对 1、1 对多、多对多。

需要注意，UDP 是面向报文的，应用层交下来一个报文，UDP 就加一个首部发出去，不合并也不拆分，所以报文边界保留；报文太长会在 IP 层被分片。

UDP 分用和复用#

源主机发送请求的时候是复用，多个不同的应用层进程（各自带着不同的源端口），共同使用（复用）同一个下层的网络层（IP 协议），目的地主机收到之后是分用。

UDP 校验#

二进制反码求和，校验全部，需要回卷，算完之后取反。

校验的时候，全部相加为 1，那么没错。

还需要注意求校验和的时候需要加上 12B 的伪首部。

TCP 报文段#

首部最短 20B，最长 60B，其中选项最多 40B。

• 源端口、目的端口：各 2B；
• 序号：4B，本报文段数据第一个字节的编号；
• 确认号：4B，期望收到的下一个字节编号；
• 数据偏移：4 位，以 4B 为单位，指明首部长度；
• 保留位：6 位，目前置 0；
• 标志位：URG、ACK、PSH、RST、SYN、FIN，各 1 位；
• 窗口：2B，接收窗口，以字节为单位，用于流量控制；
• 校验和：2B，校验首部和数据，计算时加 12B 伪首部；
• 紧急指针：2B，URG 置 1 时有效；
• 选项：MSS、窗口扩大、时间戳、SACK 等。

需要注意，SYN 和 FIN 都要消耗一个序号，单纯的 ACK 不消耗序号，所以握手时 ack 等于对方的 seq 加 1。

窗口字段只有 16 位，最大 65535B，大带宽长时延的链路要用窗口扩大选项，否则吞吐量上不去。

重传#

超时与冗余 ACK。

超时指的是 RTO 重传计时器走完了。

冗余 ACK 指的是收到了 3 个连续的冗余 ACK（共 4 个，且再 RTO 重传前收到的）。

三报文握手#

1
时刻               C (客户端 / 主动打开方)                S (服务端 / 被动打开方)
2
───               ─────────────────────                 ─────────────────────
3
t0                      [CLOSED]                               [LISTEN]
4
                           │                                      │
5
                           ├─ 1. 发送 SYN=1, seq=x ─────────────> (在途中，耗时 0.5 RTT)
6
                           ▼                                      │
7
                      [SYN_SENT]                                  │
8
                           │                                      ▼
9
t0 + 0.5 RTT               │                                  [SYN_RCVD]
10
                           │                                      │
11
                           │ <──── 2. 发送 SYN=1, ACK=1 ──────────┤ (确认号 ack=x+1, seq=y)
12
                           │         (在途中，耗时 0.5 RTT)        │
13
                           ▼                                      │
14
                     [ESTABLISHED]                                │
15
                           │                                      │
16
t0 + 1.0 RTT               ├─ 3. 发送 ACK=1, ack=y+1, seq=x+1 ──> (在途中，耗时 0.5 RTT)
17
                           │    (客户端此时已可携带数据应用数据)    ▼
18
                           │                                [ESTABLISHED]
19
                           │                                      │
20
t0 + 1.5 RTT               │                                      │ (服务端收到最终 ACK，连接建立！)
21
                           ▼                                      ▼
22
                      [数据传输阶段]                         [数据传输阶段]

为什么必须是三次，两次不行？因为要防止已失效的连接请求报文突然又传到服务端：如果只有两次，服务端收到一个迟到的 SYN 就会直接建立连接并分配资源，而客户端并不想连，资源就白占了。三次握手下，客户端收到服务端的 SYN+ACK 后还要再确认一次，服务端只有收到这个确认才认为连接建立。

需要注意，第三次握手的 ACK 可以携带数据，前两次不行，因为此时客户端还没确认服务端的接收能力。

四报文挥手#

1
时刻               H3 (主动关闭方)                        S (被动关闭方)
2
───               ──────────────                        ─────────────
3
t               [ESTABLISHED]                          [ESTABLISHED]
4
                  │
5
                  ├─ 发送 FIN=1 ─────────────────────────> (在途中，耗时 0.5 RTT)
6
                  ▼
7
                [FIN_WAIT_1]
8
                  │
9
t + 0.5 RTT       │                                      │ (收到 FIN，状态变为 CLOSE_WAIT)
10
                  │                                      ├─ 理想极速下：S 既无数据要发，
11
                  │                                      │  立刻合并不单发 ACK，而是直接
12
                  │                                      │  连同自己的 FIN+ACK 一起回传！
13
                  │ <──────────────── 发送 FIN=1, ACK=1 ─┤ (或者分开连着发，耗时 0.5 RTT)
14
                  ▼                                      ▼
15
                [TIME_WAIT]                            [LAST_ACK]
16
                  │
17
t + 1.0 RTT       ├─ 收到 S 的 FIN，发送最终 ACK ────────> (在途中，耗时 0.5 RTT)
18
                  ▼
19
                (进入 2MSL 等待...)
20
                  │
21
t + 1.5 RTT       │                                      │ (S 终于收到 H3 的最终 ACK！)
22
                                                         ▼
23
                                                       [CLOSED] （S 彻底释放连接！）

TIME_WAIT 要等 2MSL，原因有两个：一是保证最后一个 ACK 能到达服务端，如果它丢了，服务端会重传 FIN，此时客户端还能再回一次 ACK；二是让本连接产生的所有报文段都在网络中消失，不会干扰之后用同样端口建立的新连接。

需要注意，只有主动关闭方进入 TIME_WAIT，被动关闭方收到最后一个 ACK 就直接进入 CLOSED。

尤其要注意，关于四报文挥手，一定不是 H3 第一次发 FIN 报文后，S 就立刻关闭，而是变成 CLOSE_WAIT 状态。

TCP 流量控制#

流量控制指的是对方够不够收，每次接受方返回 ACK 的时候，都要顺便带上自己的接收窗口大小。

如果接受窗口为 0，那么每隔一段时间发送零窗口探测报文。

而保活计时器指的是 tcp 连接时间太久了，发送保活探针，连续发了好几个没人回应，那么主动关闭。

TCP 拥塞控制#

慢开始 - 拥塞避免 - 快重传 - 快恢复，具体模型见下面的模型辨析。

MSS 和序号的概念#

做题的时候，不要做昏头了，忘记这俩要转换。

TCP 的注意点#

需要注意，慢开始阶段每收到一个确认就把拥塞窗口加 1 个 MSS，一个 RTT 内收到几个确认就加几次，表现出来才是翻倍，不能直接一次性乘 2。

辨析超时和丢失#

RTO 超时相关的计算#

计算顺序是：先由测量样本算出平滑往返时间，再算往返时间偏差，最后算 RTO。

参数标准：RFC 推荐 $\alpha=\frac{1}{8}=0.125$。

$\alpha$ 越接近 0，对新测量值反应越迟钝、越平滑；越接近 1，对网络突发波动越敏感。

参数标准：RFC 推荐 $\beta=\frac{1}{4}=0.25$。

初始状态（第一次测量）时，偏差值默认取样本的一半：

报文重传时，该样本的测量值不能用于更新 $\text{RTT}_S$ 和 $\text{RTT}_D$

只要报文段超时重传了一次，不再代入公式计算，而是直接将当前的 RTO 翻倍：

$\text{RTO}_{\text{重传}}=2\,\text{RTO}_{\text{原}}$

只要连续重传，就按 $2, 4, 8 \dots$ 的倍数指数退避，直到数据报成功发送且不再出现重传为止，才恢复上面的正常公式计算！

第一阶段：三次握手（建立连接）#

1. 第 1 步（A $\rightarrow$ B）：A 发起连接请求
   • 标志位：$\text{SYN} = 1, \text{ACK} = 0$
   • 序号：$\text{seq} = 100$
   • 宣告窗口：$\text{win} = 10000$（$10\text{ MSS}$），宣告 $\text{MSS} = 1000$
2. 第 2 步（B $\rightarrow$ A）：B 确认并请求
   • 标志位：$\text{SYN} = 1, \text{ACK} = 1$
   • 序号：$\text{seq} = 150$，确认号：$\text{ack} = 101$
   • 宣告窗口：$\text{win} = 18000$（$18\text{ MSS}$），宣告 $\text{MSS} = 1000$
3. 第 3 步（A $\rightarrow$ B）：A 确认
   • 标志位：$\text{ACK} = 1$
   • 序号：$\text{seq} = 101$，确认号：$\text{ack} = 151$
   • 双方进入 $\text{ESTABLISHED}$ 状态。
   • 初始慢启动窗口：$\text{cwnd}_A = 1\text{ MSS}$，$\text{cwnd}_B = 1\text{ MSS}$。

第二阶段：慢启动数据传输（RTT 1 $\sim$ RTT 4）#

RTT 1：初始慢启动（$\text{cwnd} = 1\text{ MSS}$）#

• A 发送：$\text{swnd}_A = \min(1, 18) = 1\text{ MSS}$
  • A 发送数据段：$\text{seq} = 101 \sim 1100$（长 1000）
• B 发送：$\text{swnd}_B = \min(1, 10) = 1\text{ MSS}$
  • B 发送数据段：$\text{seq} = 151 \sim 1150$（长 1000）
• 确认与窗口更新：
  • B 回复 A：$\text{ack} = 1101, \text{win} = 17000$（缓冲区剩 17 MSS）。A 收到后，$\text{cwnd}_A$ 翻倍为 $2\text{ MSS}$。
  • A 回复 B：$\text{ack} = 1151, \text{win} = 9000$（缓冲区剩 9 MSS）。B 收到后，$\text{cwnd}_B$ 翻倍为 $2\text{ MSS}$。

RTT 2：慢启动翻倍（$\text{cwnd} = 2\text{ MSS}$）#

• A 发送：$\text{swnd}_A = \min(2, 17) = 2\text{ MSS}$
  • A 连续发送 2 段：$\text{seq} = 1101 \sim 3100$
• B 发送：$\text{swnd}_B = \min(2, 9) = 2\text{ MSS}$
  • B 连续发送 2 段：$\text{seq} = 1151 \sim 3150$
• 确认与窗口更新：
  • B 回复 A：$\text{ack} = 3101, \text{win} = 15000$。A 收到后，$\text{cwnd}_A$ 翻倍为 $4\text{ MSS}$。
  • A 回复 B：$\text{ack} = 3151, \text{win} = 7000$。B 收到后，$\text{cwnd}_B$ 翻倍为 $4\text{ MSS}$。

RTT 3：慢启动翻倍（$\text{cwnd} = 4\text{ MSS}$）#

• A 发送：$\text{swnd}_A = \min(4, 15) = 4\text{ MSS}$
  • A 连续发送 4 段：$\text{seq} = 3101 \sim 7100$
• B 发送：$\text{swnd}_B = \min(4, 7) = 4\text{ MSS}$
  • B 连续发送 4 段：$\text{seq} = 3151 \sim 7150$
• 确认与窗口更新：
  • B 回复 A：$\text{ack} = 7101, \text{win} = 11000$。A 收到后，$\text{cwnd}_A$ 翻倍为 $8\text{ MSS}$。
  • A 回复 B：$\text{ack} = 7151, \text{win} = 3000$。B 收到后，$\text{cwnd}_B$ 增长为 $8\text{ MSS}$（达上限）。

RTT 4：B 发送完毕并率先发起挥手#

• A 发送：$\text{swnd}_A = \min(8, 11) = 8\text{ MSS}$
  • A 连续发送 8 段：$\text{seq} = 7101 \sim 15100$（A 累计已发 15 MSS）
• B 发送：B 总目标为 8 MSS，前三轮已发 7 MSS，本次仅剩最后 1 个 MSS！
  • B 发送最后一段数据：$\text{seq} = 7151 \sim 8150$（长 1000）
  • B 的全部应用数据在此完全发完！
• 确认反馈：
  • A 回复 B 的数据：$\text{ack} = 8151, \text{win} = 2000$（A 缓冲区仅剩 2 MSS）。
  • B 回复 A 的数据：$\text{ack} = 15101, \text{win} = 3000$。A 收到后，$\text{cwnd}_A$ 翻倍达到上限 $16\text{ MSS}$。

第三阶段：连接释放与尾部数据传输（B 率先发 FIN）#

由于 B 在 RTT 4 发送完毕，B 触发先发 $\text{FIN}$ 规则！

1. 第 1 次挥手（B $\rightarrow$ A）：B 率先发起断开请求

   • 标志位：$\text{FIN} = 1, \text{ACK} = 1$
   • 序号：$\text{seq} = 8151$（消耗 1 个序号）
   • 确认号：$\text{ack} = 15101$
   • 状态：B 进入 $\text{FIN\_WAIT\_1}$ 状态。

2. 第 2 次挥手（A $\rightarrow$ B）与 A 发送最后剩余数据（RTT 5）：

   • A 收到 B 的 FIN，先回复 ACK 确认：
     • 标志位：$\text{ACK} = 1$
     • 序号：$\text{seq} = 15101$
     • 确认号：$\text{ack} = 8152$（确认 B 的 FIN）
     • 状态：B 进入 $\text{FIN\_WAIT\_2}$，A 进入 $\text{CLOSE\_WAIT}$。
   • A 发送剩余的最后 1 个 MSS 数据（$16 - 15 = 1\text{ MSS}$）：
     • 标志位：$\text{ACK} = 1$
     • 序号：$\text{seq} = 15101 \sim 16100$（长 1000）
     • 确认号：$\text{ack} = 8152$
     • A 的全部应用数据在此也彻底发完！

3. B 确认 A 的最后数据：

   • B 回复：$\text{ACK} = 1, \text{seq} = 8152, \text{ack} = 16101, \text{win} = 2000$。

4. 第 3 次挥手（A $\rightarrow$ B）：A 数据发送完毕，发送自己的 $\text{FIN}$

   • 标志位：$\text{FIN} = 1, \text{ACK} = 1$
   • 序号：$\text{seq} = 16101$（消耗 1 个序号）
   • 确认号：$\text{ack} = 8152$
   • 状态：A 进入 $\text{LAST\_ACK}$ 状态。

5. 第 4 次挥手（B $\rightarrow$ A）：B 确认 A 的断开

   • 标志位：$\text{ACK} = 1$
   • 序号：$\text{seq} = 8152$
   • 确认号：$\text{ack} = 16102$（确认 A 的 FIN）
   • 状态：B 进入 $\text{TIME\_WAIT}$；A 收到后彻底进入 $\text{CLOSED}$！

TCP 模型全流程#

TCP 模型 2 流程分析#

1. 慢开始（$\text{cwnd} < \text{ssthresh}$）：
   • 初始 $\text{cwnd} = 1$。每经过 1 个 RTT，$\text{cwnd}$ 指数翻倍：$1 \rightarrow 2 \rightarrow 4 \rightarrow 8$。
   • 前 3 轮累积发送：$1 + 2 + 4 = 7\text{ MSS}$。
2. 转折点（$\text{cwnd} = \text{ssthresh} = 8\text{ MSS}$）：
   • 第 4 轮发送 8 个报文（报文 8 $\sim$ 15）。此时达到门限，随后切换为拥塞避免。
   • 此时在第 4 轮中，设第 11 个报文（序号 $[10101 \sim 11000]$）发生丢失！
3. 快重传与快恢复（收到 3 个 Duplicate ACK）：
   • 报文 12, 13, 14, 15 到达 B 端，因中间空缺报文 11，B 连续回复 4 个 $\text{ack} = 10101$（1 个正常确认 + 3 个冗余确认）。
   • A 收到第 3 个冗余确认，断定报文 11 丢失：
     • 快重传：立即重传报文 11；
     • 快恢复（Reno）：
       • 调整门限：$\text{ssthresh} = \lfloor\text{cwnd} / 2\rfloor = \lfloor 8 / 2 \rfloor = 4\text{ MSS}$；
       • 设置新窗口：$\text{cwnd} = \text{ssthresh} + 3\text{ MSS} = 7\text{ MSS}$；
       • 收到重传报文 11 的累计确认后，退出快恢复，设置 $\text{cwnd} = \text{ssthresh} = 4\text{ MSS}$，重新进入拥塞避免（加法增大）。
4. 恢复后的拥塞避免与传输完成：
   • 从 $\text{cwnd} = 4$ 开始线性递增，把剩余的数据发完，直至总计发满 $24\text{ MSS}$。

第一阶段：三次握手#

1. A $\rightarrow$ B：$\text{SYN} = 1, \text{seq} = 100$，宣告 $\text{MSS} = 1000$。A 状态 $\rightarrow \text{SYN\_SENT}$。
2. B $\rightarrow$ A：$\text{SYN} = 1, \text{ACK} = 1, \text{seq} = 500, \text{ack} = 101, \text{win} = 32000$。B 状态 $\rightarrow \text{SYN\_RCVD}$。
3. A $\rightarrow$ B：$\text{ACK} = 1, \text{seq} = 101, \text{ack} = 501$。连接建立，进入 $\text{ESTABLISHED}$。
   • 初始变量：$\text{cwnd} = 1\text{ MSS}$，$\text{ssthresh} = 8\text{ MSS}$。

第二阶段：慢开始阶段（RTT 1 $\sim$ RTT 3）#

• 【RTT 1】（$\text{cwnd} = 1$）
  • A 发送报文 1：$\text{seq} = 101 \sim 1100$（长 1000）。
  • B 回复确认：$\text{ACK} = 1, \text{ack} = 1101$。
  • A 收到 ACK，$\text{cwnd}$ 翻倍：$\text{cwnd} = 1 \times 2 = 2\text{ MSS}$。
• 【RTT 2】（$\text{cwnd} = 2$）
  • A 发送报文 2、3：$\text{seq} = 1101 \sim 3100$。
  • B 回复确认：$\text{ACK} = 1, \text{ack} = 3101$。
  • A 收到 ACK，$\text{cwnd}$ 翻倍：$\text{cwnd} = 2 \times 2 = 4\text{ MSS}$。
• 【RTT 3】（$\text{cwnd} = 4$）
  • A 发送报文 4 $\sim$ 7：$\text{seq} = 3101 \sim 7100$。
  • B 回复确认：$\text{ACK} = 1, \text{ack} = 7101$。
  • A 收到 ACK，$\text{cwnd}$ 翻倍：$\text{cwnd} = 4 \times 2 = 8\text{ MSS}$。
  • 状态迁移判断：$\text{cwnd} = \text{ssthresh} = 8\text{ MSS}$，慢开始结束，下一轮进入拥塞避免！

第三阶段：丢包与快重传、快恢复（RTT 4）#

• 【RTT 4 发送】（此时 $\text{cwnd} = 8$） A 连续发送 8 个数据段（报文 8 $\sim$ 15），序号区间 $[7101, 15100]$：

  • 报文 8: $\text{seq} = 7101 \sim 8100$（成功）
  • 报文 9: $\text{seq} = 8101 \sim 9100$（成功）
  • 报文 10: $\text{seq} = 9101 \sim 10100$（成功）
  • 报文 11: $\text{seq} = 10101 \sim 11000$ $\longrightarrow$ 【在网络中不幸丢失！】
  • 报文 12: $\text{seq} = 1101 \sim 12000$（成功到达，失序）
  • 报文 13: $\text{seq} = 12101 \sim 13000$（成功到达，失序）
  • 报文 14: $\text{seq} = 13101 \sim 14000$（成功到达，失序）
  • 报文 15: $\text{seq} = 14101 \sim 15100$（成功到达，失序）

• 【B 端的响应与冗余 ACK】：

  • 报文 8, 9, 10 顺利到达，B 发送正常累计确认：$\text{ack} = 10101$。
  • 收到失序的报文 12 $\rightarrow$ B 产生第 1 个冗余 ACK：$\text{ack} = 10101$。
  • 收到失序的报文 13 $\rightarrow$ B 产生第 2 个冗余 ACK：$\text{ack} = 10101$。
  • 收到失序的报文 14 $\rightarrow$ B 产生第 3 个冗余 ACK：$\text{ack} = 10101$！

• 【快重传与快恢复执行（TCP Reno）】：

  1. A 连续收到第 3 个重复的 $\text{ack} = 10101$：
     • 快重传触发：A 判定报文 11 丢失，不等待重传计时器超时，立即重新发送报文 11（$\text{seq} = 10101 \sim 11000$）！
  2. 执行快恢复算法：
     • 门限折半：$\text{ssthresh} = \lfloor\text{cwnd} / 2\rfloor = \lfloor 8 / 2 \rfloor = 4\text{ MSS}$。
     • 窗口膨胀：$\text{cwnd} = \text{ssthresh} + 3\text{ MSS} = 7\text{ MSS}$。
     • A 随后收到失序报文 15 激发的第 4 个冗余 ACK，$\text{cwnd}$ 临时增加为 $8\text{ MSS}$。
  3. 确认到达与退出快恢复：
     • B 端收到重传成功的报文 11，加上之前已在接收缓存中排队的报文 12 $\sim$ 15，所有空洞被填满！
     • B 发送累积确认：$\text{ACK} = 1, \text{ack} = 15101$！
     • A 收到该新确认，快恢复结束：设定 $\text{cwnd} = \text{ssthresh} = 4\text{ MSS}$，重新切回拥塞避免阶段（加法增大）。

第四阶段：重回拥塞避免并完成剩余传输（RTT 5 $\sim$ RTT 6）#

目前 A 已成功发送并确认了 15 个报文段（共 $15000\text{ 字节}$），还剩 $24 - 15 = 9\text{ MSS}$ 需发送。

• 【RTT 5】（拥塞避免：$\text{cwnd} = 4\text{ MSS}$）

  • A 发送 4 个报文（报文 16 $\sim$ 19）：$\text{seq} = 15101 \sim 19100$。
  • B 回复累计确认：$\text{ack} = 19101$。
  • A 经历 1 个 RTT，拥塞窗口加法递增：$\text{cwnd} = 4 + 1 = 5\text{ MSS}$。
  • 累计已发：$15 + 4 = 19\text{ MSS}$，还剩 $24 - 19 = 5\text{ MSS}$。

• 【RTT 6】（拥塞避免：$\text{cwnd} = 5\text{ MSS}$）

  • A 发送剩余的最后 5 个报文（报文 20 $\sim$ 24）：$\text{seq} = 19101 \sim 24100$。
  • B 回复累计确认：$\text{ack} = 24101$。
  • A 计划发送的 24000 字节数据全部传输完毕且已被全部确认！

第五阶段：四次挥手（A 率先断开）#

因为是 A 单向传输数据且已全部发完，由 A 率先发起 $\text{FIN}$：

1. 挥手 1（A $\rightarrow$ B）：A 发起断开
   • 标志位：$\text{FIN} = 1, \text{ACK} = 1, \text{seq} = 24101, \text{ack} = 501$
   • 状态：A 进入 $\text{FIN\_WAIT\_1}$。
2. 挥手 2（B $\rightarrow$ A）：B 确认断开请求
   • 标志位：$\text{ACK} = 1, \text{seq} = 501, \text{ack} = 24102$
   • 状态：B 进入 $\text{CLOSE\_WAIT}$，A 收到后进入 $\text{FIN\_WAIT\_2}$。
3. 挥手 3（B $\rightarrow$ A）：B 无数据发送，直接发送关闭
   • 标志位：$\text{FIN} = 1, \text{ACK} = 1, \text{seq} = 501, \text{ack} = 24102$
   • 状态：B 进入 $\text{LAST\_ACK}$。
4. 挥手 4（A $\rightarrow$ B）：A 确认关闭
   • 标志位：$\text{ACK} = 1, \text{seq} = 24102, \text{ack} = 502$
   • 状态：A 进入 $\text{TIME\_WAIT}$，倒计时 $2\text{MSL}$；B 收到后立即进入 $\text{CLOSED}$！

TCP 模型 2 全过程#

客户端/服务端模型#

客户端主动发起请求，服务端被动等待并响应，服务端要一直在线，有固定的地址和端口。

好处是集中管理、便于计费和安全控制；坏处是服务端容易成为瓶颈和单点故障。

P2P 模型#

每个节点既是客户端又是服务端，可以直接交换数据，不需要中心服务器。

好处是扩展性好，节点越多总带宽越大；坏处是管理困难、内容难以管控、节点行为不可靠。

需要注意，P2P 里没有固定的服务端角色，一个节点可以同时对别人提供服务，也可以同时向别人请求服务。

域名服务器层级#

基于 blog.attilio.cc 为例。

• . 为根域名服务器，一般省略
• .cc 为顶级域名服务器
• .attilio.cc 为权限域名服务器

可能设置多个权限域名服务器，例如在这里也可以把 blog 也设置为权限域名服务器。

一般做最坏例的讨论。

迭代查询#

如果前面有 www，忽略之，目标域名为 blog.attilio.cc。

首先考虑单权限域名服务器的情况（假设整个二级域及其子域都统一由一台权限域名服务器管理，不进行子域委派）：

本机向本地域名服务器发起递归查询，委托其代为打听；本地域名服务器在本地无缓存的情况下，对外进行迭代查询：

1. 本地域名服务器向根域名服务器发送请求，根域名服务器收到请求后，发现这是 .cc 结尾的域名，返回 .cc 顶级域名服务器 的 IP 地址；
2. 本地域名服务器向 .cc 顶级域名服务器发送请求，.cc 顶级域名服务器收到请求后，发现这是 attilio.cc 的域，返回 attilio.cc 权限域名服务器 的 IP 地址；
3. 本地域名服务器向 attilio.cc 权限域名服务器发送请求，attilio.cc 权限域名服务器收到请求后，由于没有单独设立下一级子域服务器，它直接在内部记录中查到了 blog 的主机映射，直接返回 blog.attilio.cc 对应的最终 IP 地址。

本地域名服务器对外进行了 3 次迭代查询；

本机自身只向本地域名服务器发送了 1 次查询请求；

整个解析流程在网络上一共产生了 4 个查询报文（本机 1 次 + 本地 DNS 3 次），最终成功得到 blog.attilio.cc 的 IP 地址。

然而，如果是最坏情况，也就是存在子域委派，那么就需要进行更多的查询。

修改 3，本地域名服务器向 attilio.cc 权限域名服务器发送请求，attilio.cc 权限域名服务器收到请求后，发现 blog 是子域，所以委派给 blog 权限域名服务器，返回 blog 权限域名服务器的 IP 地址；

增加 4，本地域名服务器向 blog 权限域名服务器发送请求，blog 权限域名服务器收到请求后，查询到 blog.attilio.cc 的 IP 地址，返回。

综上，要辨析清楚返回的是 DNS 服务器的 IP 地址还是对应解析的 IP 地址。

递归查询#

对于递归查询和上述类似的，只不过变成老大亲自去跑腿，本地域名服务器只需要发一次即可。

不过需要注意的是，递归查询和迭代查询是可以随时替换的，例如整条链路可能一部分是递归，一部分是迭代，不一定是课本标准模型里那样。

比如说，顶级域名服务器采用递归查询，而权限域名服务器使用迭代查询等。

两个端口与两条连接#

控制连接（端口 21）： 用于传输客户端的用户名、密码、各种操作命令（如 PUT、GET、LS）以及服务器的应答状态码。

生命周期：在整个 FTP 会话期间一直保持打开状态，直到用户退出登录。

数据连接（端口 20 或随机高位端口）： 用于实际传输文件内容、目录列表等数据。

生命周期：每次有数据传输需求时才临时建立，传输完毕后立即关闭。

两种工作模式（谁连谁、用不用 20 端口的本质区别）#

主动模式（PORT 模式，服务器主动找客户端）： 控制连接：客户端随机选择端口 N，连接服务器的 21 端口。

客户端通知：客户端在本地监听端口 N+1，并通过控制连接向服务器发送 PORT 命令，告知服务器：“我的 IP 和端口是 N+1”。

数据连接：服务器使用固定的 20 端口，主动向客户端的 N+1 端口发起 TCP 连接。

缺陷：若客户端处于内网或开启了防火墙，服务器主动发起的连接会被客户端防火墙拦截。

被动模式（PASV 模式，客户端主动找服务器，现代主流）：

控制连接：客户端连接服务器 21 端口后，向服务器发送 PASV 命令。

服务器响应：服务器在本地开放一个临时的随机高位端口 P，并告知客户端。

数据连接：客户端主动向服务器的端口 P 发起 TCP 连接。

注意：在被动模式下，服务器的数据传输根本不用 20 端口，而是使用随机高位端口。

smtp 解析#

定位：纯文本的、基于推（Push）模式的邮件传输协议。

端口：默认明文端口 25，加密端口（SMTPS）常用 465 或 587。

机制与缺陷： 工作在 TCP 之上，客户端或源邮件服务器将邮件主动“推”送到目的邮件服务器。 致命缺陷是最初只支持传输 7 位 ASCII 码文本，不能直接传输可执行文件、图片、音频及非 ASCII 编码的文字（如汉字）。

pop3#

定位：基于拉（Pull）模式的邮件读取协议。

端口：默认端口 110，SSL 加密端口 995。

机制：用户代理连接到邮件服务器，将邮件下载到本地计算机阅读。

工作模式：

删除模式：从服务器拉取邮件后，立刻在服务器端删除该邮件。

保留模式：拉取到本地后，服务器端依然保留副本。缺点是不同设备间不能很好地同步已读/未读状态（后被支持双向同步的 IMAP4 取代）。

IMAP#

定位：基于拉（Pull）模式的邮件读取协议，是 POP3 的升级替代。

端口：默认 143，SSL 加密端口 993。

和 POP3 的关键区别：邮件默认保留在服务器上，客户端只同步首部和状态，所以多设备之间的已读、未读、文件夹结构可以保持一致。

需要注意，POP3 适合“只在一台电脑上收信”的老场景，IMAP 适合手机、电脑多端同步的现代场景；两者都只负责收信，发信仍然靠 SMTP。

mime#

定位：不是独立的传输协议，而是寄生在 SMTP 之上的内容格式扩展标准。

机制：在原有邮件首部增加了额外字段（如 MIME-Version、Content-Type、Content-Transfer-Encoding）。

作用：将非 ASCII 码的二进制数据（如图片、视频、附件、汉字）通过 Base64 或 Quoted-Printable 等编码规则，全部无损转换成普通的 7 位 ASCII 码文本，使得老旧的 SMTP 能够安全可靠地传输富文本和多媒体内容。接收端再根据 MIME 首部反向解码还原。

http 邮件#

机制：现代主流模式（如 QQ 邮箱、Gmail 网页版）。 流向与协议分工： PC 端浏览器到源邮件服务器：使用 HTTP/HTTPS 协议（包含发送邮件和读取邮件）。

两个不同邮件服务器之间互转：依然使用传统的 SMTP 协议通过互联网中继转发。

目的邮件服务器到接收方浏览器：接收方同样使用 HTTP/HTTPS 协议登录网页拉取并阅读邮件。

优势：客户端无需安装专门的邮件客户端（如 Outlook），无需配置繁琐的 SMTP/POP3 端口，有浏览器即可收发。

HTTP 报文格式#

请求报文由请求行、首部行、空行和实体主体组成，请求行是“方法 URL 版本”，例如 GET /index.html HTTP/1.1。

响应报文由状态行、首部行、空行和实体主体组成，状态行是“版本 状态码 短语”，例如 HTTP/1.1 200 OK。

常见状态码：200 成功，301 永久重定向，304 未修改（命中缓存），400 请求错误，403 禁止访问，404 未找到，500 服务器内部错误。

需要注意，HTTP 是无状态的，所以要用 Cookie 或 Session 维持登录状态；Cookie 存在客户端，Session 存在服务端。

四种 http 形式#

以发送 index.html（包含 5 个图像为例）

1. 非持续连接（无并行 / 串行） 机制：每个对象的获取都必须新建一次 TCP 连接，且传输完毕后立刻断开该连接。 过程： 获取 html 消耗 2 RTT（三次握手 1 RTT + 请求与返回 1 RTT）； 后续 5 个图像每个依次单独建连并获取，各消耗 2 RTT。 总耗时：$2+5\times 2=12\text{ RTT}$。

2. 非持续连接（带并行 / 并发） 机制：浏览器允许同时建立多个并行的 TCP 连接（通常上限为 5 到 8 个），各自独立获取不同对象，获取后均断开。 过程： 先用 1 个连接获取 html，耗时 2 RTT； 解析出 5 个图像后，同时并发发起 5 个独立的 TCP 连接并行下载。 总耗时：$2+2=4\text{ RTT}$。

3. 持续非流水线连接（Persistent without Pipelining） 机制：服务器在发送响应后仍保持该 TCP 连接打开。客户端必须在收到前一个对象的响应后，才能在同一个连接上发出下一个对象的请求。 过程： 建立连接并获取 html，耗时 2 RTT； 连接不释放，依次发送第 1 到第 5 个图像的请求，每个图像在已有连接上花费 1 RTT。 总耗时：$2+5=7\text{ RTT}$。

4. 持续流水线连接（Persistent with Pipelining） 机制：保持 TCP 连接不释放，客户端在收到前一个响应之前，就可以一口气连续发出后续所有对象的请求。 过程： 建立连接并获取 html，耗时 2 RTT； 解析出 5 个图像后，在同一个连接中连续发出 5 个请求，服务器顺次流水线回传全部图像，仅需 1 个往返。 总耗时：$2+1=3\text{ RTT}$。

DHCP 动态获取 IP#

1. DHCP Discover（发现）：
   • 主机 A 在应用层生成 DHCP 请求，封装在 UDP 数据报中（源端口 68，目的端口 67）。
   • IP 层：源 IP 为 0.0.0.0，目的 IP 为受限广播地址 255.255.255.255。
   • MAC 层：源 MAC 为主机 A 的 MAC，目的 MAC 为广播 MAC FF-FF-FF-FF-FF-FF。
   • 交换机自学习：广播帧路过局域网交换机，交换机立刻把 (主机 A 的 MAC, 入端口 1) 记录到自己的 MAC 地址转发表（CAM 表）中！然后将此广播帧向除端口 1 外的所有端口泛洪（Flooding）。
2. DHCP Offer（提供）：
   • 局域网内的 DHCP 服务器（通常由默认网关路由器兼任）收到广播，分配一个未使用的 IP 给 A，通过单播或广播回送 Offer。
3. DHCP Request（请求） & DHCP ACK（确认）：
   • A 正式请求租用该 IP，DHCP 服务器回复确认报文。

• 最终成果：主机 A 彻底“合法落户”！此时主机 A 拥有了：
  • 本机私网 IP：192.168.1.100；
  • 子网掩码：255.255.255.0；
  • 默认网关路由器的 IP：192.168.1.1；
  • 本地 DNS 服务器的 IP：211.1.1.1；

ARP 解析网关 MAC#

主机 A 准备在浏览器输入 http://www.serverB.com。 A 想要解析这个域名，必须先发报文给 DNS 服务器（211.1.1.1）。 A 用自己的子网掩码一算：211.1.1.1 和自己不在同一个子网！必须走默认网关（192.168.1.1）！ 可是，A 的 ARP 缓存表是空的！A 根本不知道网关的 MAC 地址是多少，链路层无法打包！

1. A 发送 ARP 请求（广播）：
   • 内容：“谁是 192.168.1.1？请把你的 MAC 地址告诉我！”
   • 目的 MAC：FF-FF-FF-FF-FF-FF。
   • 交换机再次确认学习：确保主机 A 的端口映射最新，然后泛洪广播。
2. 默认网关单播回复 ARP 应答：
   • 网关收到广播，发现问的是自己，回复：“我是 192.168.1.1，我的 MAC 是 MAC_Gateway！”
   • 交换机自学习：网关的应答帧进入交换机，交换机立刻学习记录 (网关的 MAC, 入端口 2)！
   • 交换机查表发现目标是主机 A，精准单播转发给主机 A。

• 最终成果：主机 A 在本地 ARP 缓存表中写下：192.168.1.1 -> MAC_Gateway。

DNS 域名解析#

现在 A 可以把数据包发给网关了，目标是去查出 www.serverB.com 的真正 IP！

1. 封装 DNS 查询报文：
   • 应用层：DNS 查询请求（查 www.serverB.com）。
   • 传输层：UDP 协议（目的端口 53）。
   • 网络层：源 IP 192.168.1.100，目的 IP 211.1.1.1（DNS 服务器 IP）。
   • 链路层：源 MAC MAC_A，目的 MAC MAC_Gateway！
2. 局域网转发与 NAT 转换：
   • 交换机查表，精准单播给网关。
   • 网关（NAT 路由器）收到报文，剥掉链路层，查看网络层：
     • 将源私网 IP 替换为网关公网 IP；
     • 将报文重新打包，通过广域网路由接口转发出去。
3. 公网迭代/递归查询：
   • DNS 服务器（或经过根、顶级域、权威域多轮迭代后）找到了 www.serverB.com 对应的公网 IP：120.20.20.20。
   • DNS 响应原路返回，网关根据 NAT 表反向转换，送回主机 A。

• 最终成果：主机 A 终于拿到了服务器 B 的 IP 地址：120.20.20.20！

TCP 三次握手#

有了目标 IP，但在发送 HTTP 之前，传输层必须先建立一条端到端、可靠的虚电路连接！

1. 第一次握手（SYN）：
   • A 生成 SYN=1, seq=x 报文，目的端口 80，目的 IP 120.20.20.20。
   • 经交换机、网关 NAT、公网各大自治域（OSPF、BGP 路由选择算法）跳跃转发，抵达服务器 B。
   • -（如果服务器 B 局域网也冷启动，B 的默认网关也会在内部广播一次 ARP 解析出 B 的 MAC，再送达 B 的网卡）-。
2. 第二次握手（SYN + ACK）：
   • 服务器 B 收到后，为该连接分配缓存和控制块，回送 SYN=1, ACK=1, seq=y, ack=x+1。
3. 第三次握手（ACK）：
   • 主机 A 收到 B 的回信，回复 ACK=1, ack=y+1。

• 最终成果：双方的 TCP 状态机均进入 ESTABLISHED 状态，连接通道正式开通！

HTTP 请求与响应#

1. 发送 HTTP GET 请求：
   • 主机 A 在应用层组装 HTTP 请求报文： GET /index.html HTTP/1.1\r\nHost: www.serverB.com\r\n...
   • TCP 将其切片封装并打上序号发送。
2. 公网飞驰：
   • 报文穿过千山万水，穿透双向 NAT，安全送达服务器 B。
3. Web 服务器响应：
   • 服务器 B 的 Web 守护进程读取请求，返回 HTTP/1.1 200 OK，正文携带 HTML 网页数据。
4. 最终呈现：
   • 主机 A 收到响应报文，TCP 层向上交付给浏览器，浏览器内核解析渲染出漂漂亮亮的网页！

应用层模型总结#