首次安装测试页正常，用大半个月后，打印机驱动突然丢失，主机重启后又正常，求原因_百度知道
首次安装测试页正常，用大半个月后，打印机驱动突然丢失，主机重启后又正常，求原因
首次安装测试页正常，用大半个月后，打印机驱动突然丢失，主机重启后又正常，求原因第一天微信说什么打印机显示不正常，后来又能打印了，第二天说打印机驱动丢失（如图，从来没装过驱动一样，而且昰两台机打印机驱动一起没的，数据线是自带的），我让重启下后...
个刷分的家伙，此答案无效，不回追答等同刷分骗赏分。我发布没几分钟，这家伙连描述的文字都没看完就乱给答案，这个白痴加无赖，不是问解决方案，哆里八索的家伙，解决我什么问题了，跟我的提问根本半毛钱关系都没有，我问原因，谁希罕这种复制粘贴的答案，一点用也没有
我有更好的答案
点击“打印测试页”，建议更换其它电脑测试。5.若发送打印测试页命令后，等待几分钟后提示“该文档未能打印”。请确保打印机与电脑直接连接，关闭打印机、杀毒软件及防火墙，请您按照以下方法操作：1.鼠标右键点击“计算机”-&“管理”-&gt，请鼠标右键点击“计算机”，选择“管理”→“设备管理器”，并重新插拔打印机端及电脑端的USB接口。（2）如果使用的是USB转并口的转接线。您可通过爱普生网站下载《操作手册》，请正确安装打印机驱动。3.若有该打印机的图标，请将鼠标移动到该图标上，确保打印机的状态为“准备就绪”、文档为“0”，正常情况下电脑会提示“发现新硬件”并重新生成该打印机的图标，查看是否有您这款打印机的图标，如果没有，查看“其它设备”下是否有黄色叹号或问号的设备。如果有，请鼠标右键点击该设备选择“卸载”，请先将所有的打印任务清楚（鼠标右键单击打印机图标选“取消所有文档”），然后将所有的与该打印机有关的图标（包括副本）删除;Print Spooler“设为“开启”状态。2.在电脑上打开“控制面板”-&gt，双击“服务”，将&quot。然后参照以下方法安装操作系统内置的***通用驱动：……（参照不同系统通用系统安装方法），双击“服务”，将&quot，请参照随机的《操作手册》进行故障排除。您可通过爱普生网站下载《操作手册》：若打印机的指示灯状态正常：（1）鼠标右键点击“计算机”-&“管理”-&gt，“缺纸”和“暂停”指示灯没有出现常亮或闪烁的情况，若这两个指示灯亮或闪，请将此图标设为“默认打印机”4：转接线是一种非正常的连接方式，无法保证一定可以正常，如果可以正常打印测试页，请将USB线插在电脑主机后面的USB接口上，建议更换2米以内有屏蔽磁环的USB线或更换电脑测试，则说明操作系统存在问题未正确识别到并口。（6）如果还是没有提示“发现新硬件”，或打印机断开后没有&，如果有请鼠标右键点击后选择“卸载”，然后重新插入USB线。您可浏览以下网址查看就近的服务中心：若打印机的指示灯状态正常，请您按照以下方法操作，并重新插拔USB接口。（5）如果仍没有提示“发现新硬件”，请断开所有与电脑连接的USB打印机，查看“设备管理器”-&“通用串行总线控制器”中是否仍有&USBprinting support&quot.发送打印测试页命令后，若很快提示“该文档未能打印”，请将所有与该打印机有关的图标（包括副本）删除然后重新插拔电脑端的USB接口。说明：l如果没有出现新的打印机图标，若这两个指示灯亮或闪，请参照随机的《操作手册》进行故障排除：请先确保打印机在正常开机状态下;Print Spooler“设为“开启”状态。（2）在电脑上打开“控制面板”-&“打印机和传真”或“设备和打印机”，查看是否有您这款打印机的图标;“打印机和传真”或“设备和打印机”，若仍不能打印请更换标准的并口线连接打印机）（3）如果使用的是并口线连接，则说明驱动已正确安装，请将该打印机的图标设为默认打印机，查看“端口（COM和LPT）”中是否有“LPT1”，如果没有，请参照以下链接中的文档正确安装驱动：;“服务和应用程序”;“端口”，确保当前选中的端口为“LPT1”，将此图标设为默认打印机即可。（注意，请尝试打印测试页，如果无法打印；如果不能打印测试页。l如果使用台式电脑。然后选择“常规”-&“打印测试页”，如果可以正常打印测试页，则说明驱动已正确安装，请您与爱普生授权服务中心联系对打印机进行进一步检测如果您的打印机跟电脑之间使用的是USB的数据线：请先确保打印机在正常开机状态下，“缺纸”和“暂停”指示灯没有出现常亮或闪烁的情况;USBprinting support&，将此图标设为默认打印机即可，正常情况下电脑会提示“发现新硬件”并重新生成该打印机的图标：（1）如果安装了PCI并口卡，请将打印机驱动的端口改为“LPT3”，建议更换长度在2米以内的并口线或USB线测试。若问题仍无法解决，若没有，请将电脑端的USB接口重新插拔或更换电脑USB端口测试。若问题仍无法解决，请您与爱普生授权服务中心联系对打印机进行进一步检测。您可浏览以下网址查看就近的服务中心：如果您的打印机跟电脑之间使用的是并口的数据线。（4）如果不能出现新的打印机图标，鼠标右键点击“计算机”，选择“管理”→“设备管理器”；用鼠标右键单击该打印机的图标选择“打印机属性”-&gt。安装完成后。（光盘或网站驱动安装方法）（3）用鼠标右键单击该打印机的图标选择“打印机属性”;“服务和应用程序”
刷分的家伙
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《计算机网络》第5章 运输层
计算机网络（第 5 版）第 5 章 运输层运输层：两端点之间进程与进程的通信进程 结点 主机 结点 结点 结点 结点 主机进程数据链路层网络层 运输层 运输层：实现进程与进程之间的通信。 网络层：实现主机与主机之间的通信。 数据链路层：实现结点与结点之间的通信。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 IP 层 AP1 AP 2 应用进程 应用进程 端口 运输层提供应用进程间的逻辑通信 端口 AP3 AP4 5 432 1主机 A主机 B 路由器 1 LAN1 WAN IP 协议的作用范围 运输层协议 TCP 和 UDP 的作用范围 路由器 2 LAN2AP1 AP2AP3AP4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。运输层协议和网络层协议 的主要区别应用进程 应用进程??…??…因 特 网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）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。两种不同的运输协议???运输层向高层用户屏蔽了下面网络核心 的细节,它使应用进程看见的就是好像在 两个运输层实体之间有一条端到端的逻 辑通信信道。 当运输层采用面向连接的 TCP 协议时， 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。5.1.2 运输层的两个主要协议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)TCP 与 UDP?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/IP 体系中的运输层协议应用层运输层UDPIPTCP与各种网络接口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。 UDP协议适用于通信包数量比较少、广播式和 多组广播式以及视频和声音等多媒体的通信.??某些程序（比如腾讯的OICQ）使用的是UDP 协议，UDP协议在TCP/IP主机之间建立快速、 轻便、不可靠的数据传输通道UDP应用UDP常用于多媒体流的应用: 允许数据丢失; 对传输速度要求敏感其他 UDP 应用 DNS; SNMP在UDP上实现可靠传输: 在应用层添加可靠服务; 在应用层建立错误恢复机制。TCP? ? ?TCP 则提供面向连接的服务。 TCP 不提供广播或多播服务。 TCP支持多数据流操作，提供错误控制，甚至 完成对乱序到达的报文进行重新排序. 这种协议不适合视频会议的声音、图像数据等 在一定间隔内确定传输数据量的通信. 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。??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。?5.1.3 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。 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。端口号(protocol port number) 简称为端口(port)??解决这个问题的方法就是在运输层使用协议端口号 (protocol port number)，或通常简称为端口(port)。 虽然通信的终点是应用进程，但我们可以把端口想 象是通信的终点，因为我们只要把要传送的报文交 到目的主机的某一个合适的目的端口，剩下的工作 （即最后交付目的进程）就由 TCP 来完成。主机A主机B由程序开发员控制进程进程应用层运输层socketTCP(缓冲， 变量）socket InternetTCP(缓冲， 变量）由操作系统控制软件端口与硬件端口???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 的端口? ?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。在因 特网中不同计算机的相同端口号是没有联 系的。三类端口? ??熟知端口，数值一般为 0~1023。 登记端口号，数值为，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。 客户端口号或短暂端口号，数值为 ，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。5.2 用户数据报协议 UDP5.2.1 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。UDP 的主要特点???UDP 是无连接的，即发送数据之前不 需要建立连接。 UDP 使用尽最大努力交付，即不保证 可靠交付，同时也不使用拥塞控制。 UDP 是面向报文的。UDP 是面向报文的应用层报文 应用层UDP 首部UDP 用户数据报的数据部分运输层IP 首部IP 数据报的数据部分IP 层UDP 的主要特点???UDP 没有拥塞控制，很适合多媒体通 信的要求。 UDP想在什么时间发送数 据就可立即发送，而TCP还要看看网络 是否拥塞. UDP 支持一对一、一对多、多对一和 多对多的交互通信。 UDP 的首部开销小，只有 8 个字节。5.2.2 UDP 的首部格式字节 4 源 IP 地址 字节 12 伪首部 4 目的 IP 地址 2 源端口 2 目的端口 1 0 1 2 17 UDP长度 2 检验和2 长 度UDP 用户数据报 发送在前 首 部首 部数据数 IP 数据报据UDP 基于端口的分用端口 1 端口 2 端口 3UDP 分用 UDP 数据报到达IP 层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。字节 4 源 IP 地址 字节 12 伪首部 4 目的 IP 地址 2 源端口 2 目的端口 1 0 1 2 17 UDP长度 2 检验和2 长 度UDP 用户数据报 发送在前 首 部首 部数据数 IP 数据报据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。字节 4 源 IP 地址 字节 12 伪首部 4 目的 IP 地址 2 源端口 2 目的端口 1 0 1 217 UDP长度 2 检验和2 长 度UDP 用户数据报 发送在前首 部数据首 部数IP 数据报据计算 UDP 检验和的例子12 字节 伪首部 10011 → 01000 → 153.19.8.104 00011 → 171.3.14.11 01011 → 全 0 17 15 10001 → 11 → 15 全0 数据 数据 数据 数据 11111 → 01101 → 数据 数据 数据 全 0 01111 → 00000 → 填充 00101 → 10100 → 01110 → 00000 → 153.19 8.104 171.3 14.11 0 和 17 15
0（检验和） 数据 数据 数据 数据和 0（填充）8 字节 UDP 首部7 字节 数据按二进制反码运算求和 01101 → 求和得出的结果 将得出的结果求反码 10010 → 检验和UDP数据报分析?常用的网络服务中，DNS使用UDP协议。 DNS是域名系统 (Domain Name System) 的缩写 当用户在应用程序中输入DNS名称时， DNS服务可以将此名称解析为与此名称 相关的IP地址。?设置DNS解析?需要在主机上设置DNS解析的主机，将主机的DNS的解析 指向虚拟机，如图所示。设置DNS解析?虽然虚拟机并没有设置DNS解析，但是只要访问DNS都可以抓到UDP 数据报。设置完毕后，在主机的DOS界面中输入命令nslookup，如图所 示。UDP报头?查看Sniffer抓取的数据报，可以看到 UDP报头，如图所示。UDP报头的分析?对UDP报头的分析如图所示。面向连接可靠传输：TCP? ? ? ? ?面向连接：在数据传输前，在收发双方先建立连接状态，当数据传输完毕, 撤消连接状态（销毁收发双方的TCP缓冲区）。 可靠传输：TCP使用确认机制来检查数据是否安全准确的到达，提供按序 的字节流传输； 全双工数据传输：数据同时在同一连接中双向传输。 流量控制：发送端的发送速度不能超过接收端的处理速度。 拥塞控制：太多发送主机快速发送大量数据到网络中时引起拥塞。 应用层 门：socket 写数据 应用层 读数据 门：socket TCP 发送缓冲 字节流 TCP 接收缓冲 IP地址+端口号IP地址+端口号????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。5.3.2 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)?(5-1)每一条 TCP 连接唯一地被通信两端的两个 端点（即两个套接字）所确定。即：TCP 连接 ::= {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}(5-2)一个主机上可能运行多个进程，每个进程为不同连接创建不同的 socket ? 不同发送主机的数据段发给接收主机上的不同 socket。59157P1P4 源端口: 59157 目的端口: 80 源IP地址: A 目的IP地址:C8023P521P6 源端口: 55775 目的端口: 80 源IP地址: B 目的IP地址:C 源端口: 55968 目的端口: 80 源IP地址: B 目的IP地址:CP2P1 P3客户机 IP: A服务器 IP: C客户机 IP:B5.4 可靠传输的工作原理5.4.1 停止等待协议发送 M1AB确认 M1发送 M1AB丢弃有差错 的报文?超时重传 M1发送 M2 确认 M2 发送 M3 确认 M3 t t确认 M1 发送 M2tt(a) 无差错情况(b) 超时重传请注意?? ?在发送完一个分组后，必须暂时保留已 发送的分组的副本。 分组和确认分组都必须进行编号。 超时计时器的重传时间应当比数据在分 组传输的平均往返时间更长一些。确认丢失和确认迟到发送 M1AB确认 M1 丢弃 重复的 M1 重传确认 M1发送 M1AB确认 M1 丢弃 重复的 M1 重传确认M1?超时 重传 M1?超时 重传 M1发送 M2发送 M2收下迟到 的确认 但什么也不做 tttt(a) 确认丢失(b) 确认迟到可靠通信的实现???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。 这种可靠传输协议常称为自动重传请求 ARQ (Automatic Repeat reQuest)。 ARQ 表明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 。信道利用率?停止等待协议的优点是简单，但缺点是 信道利用率太低。tBAt TDRTT TD + RTT + TA信道的利用率 UTD U? TD ? RTT ? TA(5-3)流水线传输? ?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。 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。tBAt5.4.2 连续 ARQ 协议发送窗口12345678910 11 12(a) 发送方维持发送窗口（发送窗口是 5） 发送窗口 向前12345678910 11 12(b) 收到一个确认后发送窗口向前滑动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。 累积确认有的优点是：容易实现，即使 确认丢失也不必重传。缺点是：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。5.5 TCP 报文段的首部格式32 位位 0 8 源 端 口 序 号 TCP 首部 确 认 号（可靠性控制）U A P R S F R C S S Y I G K H T N N1624 目 的 端 口3120 字节的 固定首部 窗 口（流量控制） 紧 急 指 针数据 偏移保 留 检 验 和 选 项（长 度 可 变）填充TCP 报文段TCP 首部TCP 数据部分发送在前IP 首部 IP 数据部分位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）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。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）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。举例：假设TCP连接正在传送一个6000字节的文件，第一个字节 编号是10010。如果数据分成5个数据段，前4个数据段携 带1000字节，最后一个数据段携带2000字节，每个数据段 的序列号是什么？每个数据段的序列号如下: 数据段 1 ==& 序列号: 10,010 (范围: 10,010 to 11,009) 数据段 2 ==& 序列号: 11,010 (范围: 11,010 to 12,009)数据段 3 ==& 序列号: 12,010 (范围: 12,010 to 13,009)数据段 4 ==& 序列号: 13,010 (范围: 13,010 to 14,009)数据段 5 ==& 序列号: 14,010 (范围: 14,010 to 16,009)位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）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。（同时说明该字 节之前的数据都已收到）位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充数据偏移（即首部长度）――占 4 位，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”的单位是 32 位字（以 4 字节为计算单位）。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充保留字段――占 6 位，保留为今后使用，但目前 应置为 0。位08 源 端 口1624 目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充紧急 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)。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充确认 ACK ―― 只有当 ACK ? 1 时确认号字段才 有效。当 ACK ? 0 时，确认号无效。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充推送 PSH (PuSH) ―― 接收 TCP 收到 PSH = 1 的报 文段，就尽快地交付接收应用进程，而不再等到整个 缓存都填满了后再向上交付。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充复位 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。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充同步 SYN ―― 同步 SYN = 1 表示这是一个连接请 求或连接接受报文。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充终止 FIN (FINis) ―― 用来释放一个连接。FIN ? 1 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。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充窗口字段 ―― 占 2 字节，用来让对方设置发送窗口的 依据，单位为字节。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）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。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）填充紧急指针字段 ―― 占 16 位，指出在本报文段中紧 急数据共有多少个字节（紧急数据放在本报文段数 据的最前面）。比特 08源 端 口1624目 的 端 口31TCP 首部MSS (Maximum Segment Size) 序 号 是 TCP 报文段中的数据字段的最大长度。 20 字节 数据字段加上 TCP 首部 确 认 号 固定 首部 才等于整个的 TCP 报文段。 U A P R S F 数据偏移 保 留R C S S Y I G K H T N N窗 口检 验 和紧 急 指 针选项（长 度 可 变）填充选项字段 ―― 长度可变。TCP 最初只规定了一种选 项，即最大报文段长度 MSS。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。”其他选项???窗口扩大选项 ――占 3 字节，其中有一个字 节表示移位值 S。新的窗口值等于TCP 首部中 的窗口位数增大到(16 + S)，相当于把窗口值 向左移动 S 位后获得实际的窗口大小。 时间戳选项――占10 字节，其中最主要的字 段时间戳值字段（4 字节）和时间戳回送回答 字段（4 字节）。 选择确认选项。位08源 端 口1624目 的 端 口31序 号 TCP 首部 确 数据 偏移 保 留 认 号 窗 口 紧 急 指 针U A P R S F R C S S Y I G K H T N N20 字节 固定 首部检 验 和选项（长 度 可 变）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。5-9?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。客户服务器方式? ? ?TCP 连接的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)。TCP协议的三次“握手”172.18.25.110 172.18.25.109我可以连接到你吗？当然可以 那我就不客气了5.9.1 TCP 的连接建立用三次握手建立 TCP 连接客户 A CLOSED 服务器 B CLOSED 被动打开主动打开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。5.9.1 TCP 的连接建立用三次握手建立 TCP 连接客户 A CLOSED 服务器 B CLOSED 被动打开主动打开? 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。客户 A CLOSED 服务器 B CLOSED 被动打开主动打开? 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。客户 A CLOSED 服务器 B CLOSED 被动打开主动打开数据传送5.9.1 TCP 的连接建立用三次握手建立 TCP 连接的各状态客户 A CLOSED 服务器 B CLOSED 被动打开 LISTEN SYNSENT SYNRCVD ESTABLISHED主动打开数据传送ESTABLISHED5.9.1 TCP 的连接建立客户 主动打开 CLOSED A 服务器 B CLOSED 被动打开TCP协议的四次“挥手”?需要断开连接的时候，TCP也需要互相确认才可以断 开连接，四次交互过程如图所示。172.18.25.110 172.18.25.109我要结束连接当然可以 终止了 好，收到5.9.2 TCP 的连接释放客户 AESTAB主动关闭 LISHED服务器 B数据传送 ESTABLISHED? 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 CLOSED seq = u，等待 B 的确认。CLOSED5.9.2 TCP 的连接释放客户 AESTAB主动关闭 LISHED服务器 B数据传送 ESTABLISHED通知 应用 进程? B 发出确认，确认号 ack = u ? 1， 而这个报文段自己的序号 seq = v。 ? 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。5.9.2 TCP 的连接释放客户 AESTAB主动关闭 LISHED服务器 B数据传送 ESTABLISHED通知 应用 进程被动关闭? 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。5.9.2 TCP 的连接释放客户 AESTAB主动关闭 LISHED服务器 B数据传送 ESTABLISHED通知 应用 进程被动关闭? A 收到连接释放报文段后，必须发出确认。5.9.2 TCP 的连接释放客户 AESTAB主动关闭 LISHED服务器 B数据传送 ESTABLISHED通知 应用 进程被动关闭? 在确认报文段中 ACK = 1，确认号 ack ? w ? 1， 自己的序号 seq = u + 1。TCP 连接必须经过时间 2MSL 后才真正释放掉。 5.9.2 TCP 的连接释放客户 AESTAB主动关闭 LISHED FINWAIT-1 CLOSEWAIT FINWAIT-2 被动关闭服务器 B数据传送 ESTABLISHED通知 应用 进程等待 2MSLLASTACK TIMEWAIT CLOSED CLOSED?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。5.6 TCP 可靠传输的实现5.6.1 以字节为单位的滑动窗口根据 B 给出的窗口值 A 构造出自己的发送窗口后沿前移 收缩前沿前移A 的发送窗口 = 2026 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56已发送并 收到确认允许发送的序号不允许发送B 期望 收到的序号A 发送了 11 个字节的数据A 的发送窗口位置不变 可用窗口26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56已发送并 收到确认已发送但未收到确认允许发送但尚未发送不允许发送P1P2B 的接收窗口P326 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56已发送确认 并交付主机 未按序收到允许接收不允许接收P3 C P1 = A 的发送窗口（又称为通知窗口） P2 C P1 = 已发送但尚未收到确认的字节数 P3 C P2 = 允许发送但尚未发送的字节数（又称为可用窗口）A 收到新的确认号，发送窗口向前滑动A 的发送窗口向前滑动26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56已发送并收到确认 P1已发送 但未收到确认允许发送但尚未发送 P2不允许 发送 P3B 的接收窗口向前滑动26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56已发送确认 并交付主机 未按序收到允许接收不允许 接收先存下，等待缺少的 数据的到达A 的发送窗口内的序号都已用完， 但还没有再收到确认，必须停止发送。A 的发送窗口已满，有效窗口为零26 27 28 29 30 31 32 33 34 35 36 37 38 39 40 41 42 43 44 45 46 47 48 49 50 51 52 53 54 55 56已发送并收到确认 P1已发送但未收到确认不允许 发送 P2 P3发送缓存发送应用程序 TCP发送缓存 发送窗口已发送最后被确认 的字节 最后发送 的字节 序号增大接收缓存接收应用程序 TCP 下一个读取 的字节 接收缓存 接收窗口已收到下一个期望收到的 字节（确认号） 序号增大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。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。?接收缓存用来暂时存放：??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。5.6.2 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。往返时延的方差很大?由于 TCP 的下层是一个互联网环境，IP 数据 报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返 时间的方差也很大。往返时间的 概率分布数据链路层运输层时间 T1 T2 T3加权平均往返时间? ?TCP 保留了 RTT 的一个加权平均往返时间 RTTS（这 又称为平滑的往返时间）。 第一次测量到 RTT 样本时，RTTS 值就取为所测量到 的 RTT 样本值。以后每测量到一个新的 RTT 样本， 就按下式重新计算一次 RTTS： (5-4)新的 RTTS ? (1 ? ?) ? (旧的 RTTS) ? ? ? (新的 RTT 样本)??式中，0 ? ? ? 1。若 ? 很接近于零，表示 RTT 值更新 较慢。若选择 ? 接近于 1，则表示 RTT 值更新较快。 RFC 2988 推荐的 ? 值为 1/8，即 0.125。超时重传时间 RTO(RetransmissionTime-Out)?? ? ?RTO 应略大于上面得出的加权平均往返 时间 RTTS。 RFC 2988 建议使用下式计算 RTO：RTO ? RTTS + 4 ? RTTDRTTD 是 RTT 的偏差的加权平均值。5.6.3 选择确认 SACK(Selective ACK)数据链路层采用选择重传协议（SR）传输数据，发送方已发送 了0～3号数据帧，现已收到1号帧的确认，而0、2号帧依次 超时，则此时需要重传的帧数是 A．1 B．2 C．3 D．4解答：B。选择重传协议中，接收方逐个地确认正确接收的分 组，不管接收到的分组是否有序，只要正确接收就发送选择 ACK分组进行确认。因此选择重传协议中的ACK分组不再具 有累积确认的作用。这点要特别注意与GBN协议的区别。此 题中只收到1号帧的确认，0、2号帧超时，由于对于1号帧的 确认不具累积确认的作用，因此发送方认为接收方没有收到0 、2号帧，于是重传这两帧。5.6.3 选择确认 SACK(Selective ACK)（09-35）数据链路层采用了后退N帧（GBN）协议，发送方已经 发送了编号为0~7的帧。当计时器超时时，若发送方只收到0、 2、3号帧的确认，则发送方需要重发的帧数是 （C） A．2 B. 3 C. 4 D. 5解析：后退N帧ARQ就是从出错处重发已发出过的N个帧。数据链路层采用了后退N帧（GBN）协议，发送方已经发送了编 号为0~7的帧。当计时器超时时，若发送方只收到0、2、3号帧 的确认，则发送方需要重发的帧数是(4)。5.7 TCP 的流量控制5.7.1 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。流量控制举例A 向 B 发送数据。在连接建立时， B 告诉 A：“我的接收窗口 rwnd = 400（字节）”。A seq = 1, DATA seq = 101, DATA seq = 201, DATA 丢失！ 允许 A 发送序号 201 至 500 共 300 字节 A 发送了序号 301 至 400，还能再发送 100 字节新数据 B A 发送了序号 1 至 100，还能发送 300 字节 A 发送了序号 101 至 200，还能发送 200 字节ACK = 1, ack = 201, rwnd = 300 seq = 301, DATAseq = 401, DATAseq = 201, DATA ACK = 1, ack = 501, rwnd = 100 seq = 501, DATA ACK = 1, ack = 601, rwnd = 0A 发送了序号 401 至 500，不能再发送新数据了A 超时重传旧的数据，但不能发送新的数据允许 A 发送序号 501 至 600 共 100 字节A 发送了序号 501 至 600，不能再发送了 不允许 A 再发送（到序号 600 为止的数据都收到了）持续计时器 (persistence timer)。?????TCP 为每一个连接设有一个持续计时器。 只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知， 就启动持续计时器。 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 TCP的拥塞控制8.1 拥塞控制的一般原理??在某段时间，对网络中某资源的需求超过了 所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏 ――产生拥塞(congestion)。 出现资源拥塞的条件：对资源需求的总和 & 可用资源?(5-7)?拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中 ，这样可以使网络中的路由器和链路不致过 载。 前提是网络能承受现有的网络负载TCP：拥塞控制拥塞原理: 太多发送主机快速发送大量数据到网络中时，容易引起 网络拥塞。（类似交通堵塞） 与流量控制不同（虽然收发双方发送接收数据速度都很 快，但是由于数据经过网络的带宽不等，所以不能无 限制的发送！） 表现为： ? 数据包丢失（路由器的缓冲满了） ? 很长的延迟（在路由器中缓冲排队）数据丢失的两种情况： ? 接收方的容量大小（接收缓冲区太小）； ? 网络的容量太小（网络的带宽小）； 主机如何知道拥塞呢？ ? 通过收到的ICMP的源抑制报文； ? 通过因为报文丢失引起的超时。拥塞控制与流量控制的关系? ???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。 流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的 点对点通信量的控制。 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。拥塞控制所起的作用吞吐量 理想的拥塞控制 实际的拥塞控制 无拥塞控制 死锁（吞吐量 = 0） 提供的负载0轻度 拥塞拥塞拥塞控制的一般原理? ??拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动 态的（而不是静态的）问题。 当前网络正朝着高速化的方向发展，这很 容易出现缓存不够大而造成分组的丢失。 但分组的丢失是网络发生拥塞的征兆而不 是原因。 在许多情况下，甚至正是拥塞控制本身成 为引起网络性能恶化甚至发生死锁的原因。 这点应特别引起重视。开环控制和闭环控制??开环控制方法就是在设计网络时事先将有 关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在 工作时不产生拥塞。 闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭 环控制的有以下几种措施：???监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发 生。 将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。 调整网络系统的运行以解决出现的问题。5.8.2 几种拥塞控制方法1. 慢开始和拥塞避免??发送方维持一个叫做拥塞窗口 cwnd (congestion window)的状态变量。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。发送方让自 己的发送窗口等于拥塞窗口。如再考虑到接收方 的接收能力，则发送窗口还可能小于拥塞窗口。 发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出 现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的 分组发送出去。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口 就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。慢开始算法的原理?在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞窗 口 cwnd = 1，即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 窗口加 1，即增加一个 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。发送方每收到一个对新报文段的确认 （重传的不算在内）就使 cwnd 加 1。发送方 cwnd = 1 发送 M1 确认 M1 cwnd = 2 发送 M2~M3 确认 M2~M3 轮次 2 轮次 1接收方cwnd = 4发送 M4~M7 确认 M4~M7轮次 3cwnd = 8发送 M8~M15…tt传输轮次 (transmission round)????使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次，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。 拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 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。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（其根据就是没有按 时收到确认），就要把慢开始门限 ssthresh 设 置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不 能小于2）。 然后把拥塞窗口 cwnd 重新设置为 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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始当 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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始发送端每收到一个确认 ，就把 cwnd 加 1。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拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞拥塞避免 “加法增大”D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128慢开始40 0 2 4指数规律增长 传输轮次6 8 10 12 14 16 18 20 22慢开始慢开始接收端共发回两个确认。发送端每收到一个对新报文 段的确认，就把发送端的 cwnd 加 1。现在 cwnd 从 2 增大到 4，并可接着发送后面的 4 个报文段。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的 拥塞窗口加 1，因此拥塞窗口 cwnd 随着传输轮次按指 数规律增长。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始当拥塞窗口 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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 0 2 4 6 8 10慢开始指数规律增长 传输轮次12 14 16 18 20 22慢开始慢开始更新后的 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。慢开始和拥塞避免算法的实现举例拥塞窗口 cwnd24 20拥塞避免 “加法增大”网络拥塞 拥塞避免 “加法增大” D乘法减小”ssthresh 的初始值16 新的 ssthresh 值128 4 0 1 5 7 9 11慢开始指数规律增长 传输轮次13 15 17 19 21 23慢开始慢开始当 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。乘法减小(multiplicative decrease)??D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。加法增大(additive increase)?D加法增大”是指执行拥塞避免算法后，在 收到对所有报文段的确认后（即经过一个 往返时间），就把拥塞窗口 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。必须强调指出?“拥塞避免”并非完全能够避免拥塞。 “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。??假设TCP的拥塞窗口值设为18KB，然后发生了超 时传输情况，如果紧接着的4次突发传输都是成功 的，那么拥塞窗口将是多大？假定最大报文长度 MSS为1KB。 四次： 1、2、4、8；拥塞窗口= 8 KB??有一个TCP连接，当它的拥塞窗口为32个数据段 大小时产生超时（网络出现拥塞），假设该线路 往返时间固定，即RTT = 5 秒，不考虑网络其他 开销，求该TCP连接在超时后处于慢开始阶段一 共发送了几轮次窗口，每轮次发送的窗口大小（ 即包括的数据段数），以及处于慢开始阶段的总 时间为多少秒？五个轮次，分组数为1 2 4 8 16，慢开始阶段为 5*5 = 25秒2. 快重传和快恢复?快重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报 文段后就立即发出重复确认。这样做可以让发送 方及早知道有报文段没有到达接收方。 发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重 传对方尚未收到的报文段（还未超时）。 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。??快重传举例发送方 发送 M1 接收方发送 M2发送 M3 发送 M4 发送 M5 丢失 ？确认 M1 确认 M2重复确认 M2 重复确认 M2 重复确认 M2收到三个连续的 对 M2 的重复确认 立即重传 M3发送 M6 发送 M7tt快恢复算法(1)当发送端收到连续三个重复的确认时，用“乘 法减小”，把慢开始门限 ssthresh 减至拥塞窗 口一半。但不执行慢开始，而执行拥塞避免。(2)由于发送方认为现在网络很可能没有发生拥塞 ，所以拥塞窗口 cwnd 不设置为1，而设置为慢 开始门限 ssthresh的新值，然后开始执行拥塞避 免算法，使拥塞窗口缓慢地线性增大。从连续收到三个重复的确认 转入拥塞避免拥塞窗口 cwnd 24 拥塞避免 20 “加法增大” ssthresh 的初始值 16 收到 3 个重复的确认 执行快重传算法 拥塞避免 D乘法减小”“加法增大”TCP Reno 版本新的 ssthresh 值 128 慢开始 4 0 0 2 4 6 8 10 12 14 16快恢复慢开始TCP Tahoe 版本 (已废弃不用） 传输轮次 18 20 22发送窗口的上限值?发送方的发送窗口的上限值应当取为接收方窗口 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]?(5-8)?当 rwnd & cwnd 时，是接收方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。?第五章习题 23,38, 39P220
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