Transport Layer

Transport Layer

Transport-Layer Services

相比运行在hosts（IP地址）之间的网络层协议，传输层协议运行在不同hosts的processes之间，实现logical communication，且其部署在end systems中而非routers中。网络层协议有UDP与TCP，两者都提供多路复用/解复用与错误检测的服务，但TCP还提供可靠数据传输、流控制、拥塞控制的服务。

Multiplexing & Demultiplexing

在多主机、多应用、多进程、多socket上，不同应用间的通信是通过segment在socket中传输实现的，多路复用/解复用就用于定位一个segment的目的socket与源socket是什么，解复用是发送至socket，多路复用是从socket接收并发至网络层，这通过两者实现：1）唯一标识符socket，2）segment中指定源与目的socket port number。UDP socket只关注目的地，而TCP socket由于面向连接，会建立源-目的地的一对一连接。

UDP

UDP header中有源端口号、目的端口号（用于多路复用/解复用），length与checksum（提供data integrity服务，将16bit data相加后取反，进位时最低位+1，接收时data+checksum全为1则说明无误）。使用UDP的应用有：DNS（实时性、无需连接、减小内存占用、UDP header字节更少更轻量），SNMP，NFS。

RDT

rdt1.0：假设信道完全可靠，接收方无需任何feedback。
rdt2.x：假设信道存在bit error，即packet可能受损但不丢包。
1. rdt2.0：接收方采用ACK, NAK, ARQ，接收方确认收到传送ACK，出错传送NAK，发送方收到NAK则重传。
2. rdt2.1：假设ACK/NAK packet也可能受损，发送方只要收到受损的feedback packet就重传，为排除冗余packet，为数据packet添加单bit序号字段1/0，接收方使用ACK, NAK 1/0。
3. rdt2.2：接收方移除NAK，采用ACK 1/0。
rdt3.0：假设信道存在bit error且lossy，即packet可能受损或可能丢包，发送方发送每个packet时启动定时器，超时则重传，接收方使用ACK 1/0。
pipelined：rdt协议的缺陷是由于其核心为停等协议，每次传输都至少要等待一个RTT，因此采用流水线设计，不需要等待前序packet被确认收到。
1. Go Back N：序号范围扩大，双方都需要维持缓冲区。发送方维护一个全局计时器和一个窗口(base,nextseqnum)，base为最小未确认packet的序号，每次更新base时重启计时器，超时重传当前窗口所有未确认的分组。接收方采用累计确认ACK k，不符合当前需求序号k的packet一律丢弃，即接收方保证正确、正序确认packet。
2. Selective Repeat：双方都维持缓冲区和窗口，且由于feedback的延迟或丢包，窗口不同步。发送方为每个分组维持一个定时器，超时重传。接收方只要确认收到当前窗口和上一窗口范围内的分组，就发送ACK k（即使冗余），防止由于ACK丢失，发送方一直重传。

TCP

TCP的特征为面向连接（体现在3次握手）、全双工、点对点（多重广播）、双向传输。

TCP的连接管理：

3次握手：client开辟连接，发送SYN segment（SYN=1)，server发送SYNACK segment（单独ACK不包含任何数据，不是捎带确认，该确认segment中会给予该SYN segment一个cookie，此时不开辟连接，防止SYN flood attack），client发送ACK segment，可能包含请求数据，收到后server开辟连接。
关闭连接：client发送FIN segment（FIN=1）请求关闭，server发送ACK确认后一段时间再发送FIN segment，client确认后，两端真正关闭连接。

TCP提供RDT、流控制、拥塞控制服务。

RDT：发送方维持一个定时器，超时重传，并累计确认，收到冗余ACK就快速重传，无需等到超时。
流控制：在header中维持一个receive window（用最后读取、最后接收、最后发送、最后确认与buffer size来表示）。
拥塞控制：
1. 通过cwnd控制速度；
2. 丢包（超时/冗余ACK x3）视为拥堵，收到一个ACK则增大cwnd，pushy strategy；
3. 拥塞控制算法：初始cwnd=MSS，慢启动（cwnd+=MSS，指数增长）、拥塞避免（cwnd+=MSS*MSS/cwnd，线性增长）、快速恢复（cwnd+=MSS，指数增长），只要丢包（timeout/duplicate ACK）ssthresh=cwnd/2（乘性减半）且重传，超时则重启慢启动，冗余ACK则cwnd=ssthresh+3MSS，进入快速恢复，直到首次收到新的ACK，视为拥塞结束，进入拥塞避免。

1. Transport-Layer Services

Conclusion：相比运行在hosts（IP地址）之间的网络层协议，传输层协议运行在不同hosts的processes之间，实现logical communication，且其部署在end systems中而非routers中。网络层协议有UDP与TCP，两者都提供多路复用/解复用与错误检测的服务，但TCP还提供可靠数据传输、流控制、拥塞控制的服务。

服务：传输层协议提供了运行在不同hosts上运行的processes实现逻辑通信logical communication（指他们在逻辑上直接连接，但实际上可能经过了无数routers）。相对的，一个网络层协议在hosts之间实现逻辑通信。传输层协议能提供的服务被底层的网络层协议所限制。

部署：传输层协议在end systems中实现而非routers中，路由器只负责转发datagram。

行为：传输层协议将应用层message封装为传输层message，传输给网络层，网络层再封装成数据报datagram。也就是说每一层就都会将数据封装为能在该层传输、向下层传输的packet。

1.1 Transport layer protocols

between processes running on hosts

UDP(User Datagram Protocol)-datagram/segment
TCP(Transmission Control Protocol)-segment

两者都有/UDP仅有的services：

transport-layer multiplexing and demultiplexing 传输层的多路复用与解复用，将host-host delivery扩展到process-process delivery
integrity/error checking

TCP独有：

reliable data transfer
congestion control

1.2 Network Layer protocols

between hosts(IP addresses)

IP(Internet Protocol)-datagram

services:

best-effort delivery service
no guarantees, unreliable service

2. Multiplexing & Demultiplexing

Conclusion：在多主机、多应用、多进程、多socket上，不同应用间的通信是通过segment在socket中传输实现的，多路复用/解复用就用于定位一个segment的目的socket与源socket是什么，解复用是发送至socket，多路复用是从socket接收并发至网络层，这通过两者实现：1）唯一标识符socket，2）segment中指定源与目的socket port number。UDP socket只关注目的地，而TCP socket由于面向连接，会建立源-目的地的一对一连接。

已知：多主机，多应用，一个应用对应多进程，一个进程对应多socket（多线程），segment要通过socket传输。

需求：问题在于如何找到正确的socket，多路复用/解复用服务能解决这个问题。所有计算机网络都需要多路复用/解复用服务。

2.1 definition

demultiplexing，解复用，就是将transport-layer segment中的data传送到正确的socket中
multiplexing，多路复用，将从不同socket接收到的data chunks封装成segments，添加头信息（用于解复用），发送至network layer

要实现这项技术这需要：

unique identifiers for sockets 唯一标识符socket
segment中含有字段指定destination socket，而这包括source port number & destination port number（每个端口号都是16-bit number，传输层一般指定1024-65535 ，0-1023是著名端口号，一般为一些广泛使用的application保留，如HTTP-80）

一般来说，应用的client side会让传输层自动生成socket端口号，而server side则指定一个特定端口号

2.2 Multiplexing & Demultiplexing in UDP

$return\ address = source\ port\ number + source\ IP\ address$

$UDP\ socket= (destination\ IP\ address,\ destination\ port\ number)$

UDP只关注目的地，一个UDP socket能接收source不同、发送destination不同的信息。

2.3 Multiplexing & Demultiplexing in TCP

$TCP\ socket=(source\ IP\ address,\ source\ port\ number,\ destination\ IP\ address,
destination\ port\ number)$

TCP关注source & destination，完全双向一对一连接。

原理：

TCP server具有一个welcoming socket，用于等待连接请求
TCP client创建一个socket，通过其发送连接请求segment，会在其中指定其该四元组
TCP server收到连接请求后，根据该请求segment中的四元组创建一个新的socket

2.4 Security

攻击者可以监听/攻击一些知名应用的默认端口，造成其缓冲区溢出，可能可以在该主机上执行任何代码。因此有必要查询本机中监听端口的进程，可以用nmap。

3. UDP(User Datagram Protocol)

Conclusion：UDP header中有源端口号、目的端口号（用于多路复用/解复用），length与checksum（提供data integrity服务，将16bit data相加后取反，进位时最低位+1，接收时data+checksum全为1则说明无误）。使用UDP的应用有：DNS（实时性、无需连接、减小内存占用、UDP header字节更少更轻量），SNMP，NFS。

UDP从应用程序进程中获取消息，为多路复用/解复用服务附加源端口号和目的端口号字段，添加另外两个小字段，并将结果段传递给网络层。

why connectionless: no handshaking before communication

3.1 UDP segment structure

UDP header有8 bytes，指定了源和目的的端口号用于multiplexing & demultiplexing，而源IP和目的IP是由network layer封装的，在IP datagram header，作为伪UDP segment header。

3.1.1 checksum

UDP提供error detection功能，考虑到既不能保证链路的可靠性（link-layer protocol不提供reliability）也不能保证内存中的错误检测，如果端端数据传输服务要提供错误检测，UDP必须在传输层提供端到端错误检测，但是UDP只检查错误，废除segment或warning，不会correct。类似based on UDP的应用可以在应用层提供可靠数据传输，主要是衡量在更低或更高级别实现该功能的成本与必要性。UDP header中用checksum检测是否出错：

发送方将segment中所有的16-bit字相加，循环进位（进位时最低位+1），再求反码（对无符号二进制数字来说，先反后加和先加后反是一样的），作为header中checksum字段的值，发送segment
接收时计算data中所有的16-bit字与header中checksum之和，若全为1则正确，若有一个0则说明该packet出错

3.2 Applications running on UDP

DNS
1. Finer application-level control over what data is sent, and when 应用程序级控制什么时间发送什么数据（TCP有拥堵控制，会造成延迟，有些应用能够容忍data loss）
2. No connection establishment 无需连接，三次握手很耗时；这就是为什么DNS用UDP。HTTP用TCP（需要可靠数据传输），针对使用后者造成的延迟，chrome使用QUIC protocol(Quick UDP Internet Connection，在UDP作为传输层协议的基础上，在应用层协议上实现了可靠数据传输)
3. No connection state 记录连接状态需要缓冲区与拥堵控制参数，会占用内存
4. Small packet header overhead，TCP segment header-20 bytes，UDP segment header-8 bytes
SNMP(network management)
NFS(remote file server)

4. Reliable Data Transfer

本章只讨论unidirectional data transfer(only sender->receiver)的RDT protocols。

bidirectional(full-duplex)

参考：[可靠数据传输原理

YieldNull](https://yieldnull.com/blog/943b65e3a64843303b8f15e1acbf79a77ace947f/#21-rdt-21-acknak)

Conclusion：

rdt1.0：假设信道完全可靠，接收方无需任何feedback。
rdt2.x：假设信道存在bit error，即packet可能受损但不丢包。
1. rdt2.0：接收方采用ACK, NAK, ARQ，接收方确认收到传送ACK，出错传送NAK，发送方收到NAK则重传。
2. rdt2.1：假设ACK/NAK packet也可能受损，发送方只要收到受损的feedback packet就重传，为排除冗余packet，为数据packet添加单bit序号字段1/0，接收方使用ACK, NAK 1/0。
3. rdt2.2：接收方移除NAK，采用ACK 1/0。
rdt3.0：假设信道存在bit error且lossy，即packet可能受损或可能丢包，发送方发送每个packet时启动定时器，超时则重传，接收方使用ACK 1/0。
pipelined：rdt协议的缺陷是由于其核心为停等协议，每次传输都至少要等待一个RTT，因此采用流水线设计，不需要等待前序packet被确认收到。
1. Go Back N：序号范围扩大，双方都需要维持缓冲区。发送方维护一个全局计时器和一个窗口(base,nextseqnum)，base为最小未确认packet的序号，每次更新base时重启计时器，超时重传当前窗口所有未确认的分组。接收方采用累计确认ACK k，不符合当前需求序号k的packet一律丢弃，即接收方保证正确、正序确认packet。
2. Selective Repeat：双方都维持缓冲区和窗口，且由于feedback的延迟或丢包，窗口不同步。发送方为每个分组维持一个定时器，超时重传。接收方只要确认收到当前窗口和上一窗口范围内的分组，就发送ACK k（即使冗余），防止由于ACK丢失，发送方一直重传。

4.1 rdt1.0

完全可靠信道，假定双方发送/接收速率一致，理想状态，也最简单，一发一收就行，接收方无需任何反馈信息。

4.2 rdt2.0

比特差错信道，收到的packet可能受损。

需要以下功能：

ACK(postive acknowledg)
NAK(negative acknowledge)
ARQ(Automatic Repeat reQuest)，自动重传请求，存在比特差错则请求重传

实现ARQ还需要三种协议功能：检测、反馈、重传

error detection, 发送方在packet中添加额外的checksum bit字段用于检测
receiver feedback，接收方反馈是否正确接收
retransmission，发送方重传

~~但ACK/NAK packet的命也是命~~

但ACK/NAK packet也可能受损，解决方法是：

收到受损的feedback packet就直接重传，这样会导致冗余分组（duplicate packet），即接收方不确定该packet是新packet还是重传
针对这个问题，发送方为每个packet添加序号字段，接收方检测其序号即可确定是否重传（对于停等协议，由于发送方必须确保当前特定packet送达才能继续传送下一个，时序性是一定的，只要确定序号字段是否改变即可，可以用1/0）

4.2.2 rdt2.1

针对ACK/NAK packet可能受损的问题进行改进，发送方为每个packet添加单bit序号1/0，只要收到受损的feedback packet就重传，接收方通过检测序号是否匹配状态来判断是否冗余分组。

4.2.2 rtd2.2

移除了NAK，只使用ACK 1/0。

发送方：收到的ACK序号与状态不匹配则重传，反之switch

接收方：若packet受损则发送与状态相反的ACK，反之发送与packet序号一致的ACK

4.3 rdt3.0

比特差错、丢包信道，现在涉及到受损、丢包、超时和乱序的情况，相比rdt2.2，发送方每次发送packet都会启动定时器。

检测丢包（设置定时器，不论能否确定丢包都重发）
丢包后如何弥补（ARQ，重传机制；rdt2.2，处理冗余packet）

接收方与rdt2.2是一致的，只关心收到的packet，错误则传送与状态相反标号的ACK，其余情况传送与packet相同标号的ACK，只有与当前所在状态标号相同的时候向上层传输数据。

发送方每次发送packet都启动定时器，每隔一个cycle就重传，直到接收到正确的ACK，关闭定时器，切换到下一状态，等待上层再次调用，该过程中忽略所有可能延迟到达的receiver feedback。

由于01序号交替，也被称为alter-nating-bit protocol比特交替协议

4.4 Pipelined Reliable Data Transfer Protocols

rdt协议的缺陷是由于其核心为停等协议，每次传输都至少要等待一个RTT，效率低下，因此采用pipeline技术，发送端能任意发送多个分组到信道中，毋须按照严格时序。

shortage：

rdt3.0的比特交替分组编号方式（0-1）失效，需要增加编号范围
分组可能会失序到达，双方都需要建立缓冲区

分配序号：

参数：

N：这里的N不是固定的，$N=nextseqnum-base+1$，但有上限
base：最小未被确认packet的序号
nextseqnum：下一个等待被调用发送的packet序号

序号范围：一般序号会承载在packet header的一个固定字段中，序号范围由字段大小k进行确定，为[0,2^k^-1]。当序号用完之后，进行取模运算，从头开始编号。由于序号是取模分配的，如果窗口长度N和序号范围太接近，在一个窗口中存在两个相同序号，产生冲突。对选择重传协议而言，窗口长度必须小于或等于序号空间大小的一半。

两种方式处理数据丢失、损坏、失序、超时：

Go Back N，退回N步
Selective Repeat，选择

4.4.1 Go Back N

初始情况下，base=1, nextseqnum=1。发送方要响应三个事件：

上层调用
receiver feedback
1. error，继续等
2. ACK k，base=K+1，移动窗口
  1. 若所有分组已确认（也没有要发送的了），关闭计时器等待上层再次调用
  2. 若还有分组未确认，重启定时器
time out，GBN协议重传所有已发送但未被确认（窗口内）的分组

发送方：

发送方只有一个全局timer，每次所有已发送packet已确认时停止，每次超时、base未确认，都会重启定时器。

接收方：

重传之后累计确认的问题：由于接收方按序接收，假设packet k超时，从它开始后面的数据都会被丢弃/缓存，无法确认，因此累计到的expectedseqnum也不会变，依然还是k-1，直到确认packet k开始。

shortage：

一旦某个分组超时/丢失，就引起大量分组重传，成本较大
接收方的累计确认机制会丢弃乱序的分组，造成重传

4.4.2 Selective Repeat

选择重传是对退回N步协议的改进，即发送方只会重传那些它怀疑在接收方出错（丢失或受损）的分组，而接收方将失序但正确的分组缓存起来，从而避免不必要的重传。相比Go Back N，其为每个packet维护一个定时器，超时未确认则重传。

由于ACK也有丢包的可能性，每次接收方收到上个窗口[rcv_base-N,rcv_base)的packet，都返回ACK，防止发送方未收到ACK一直重传。

5. TCP(Transmission Control Protocol)

Conclusion：TCP的特征为面向连接（体现在3次握手）、全双工、点对点（多重广播）、双向传输。

TCP的连接管理：

3次握手：client开辟连接，发送SYN segment（SYN=1)，server发送SYNACK segment（单独ACK不包含任何数据，不是捎带确认，该确认segment中会给予该SYN segment一个cookie，此时不开辟连接，防止SYN flood attack），client发送ACK segment，可能包含请求数据，收到后server开辟连接。
关闭连接：client发送FIN segment（FIN=1）请求关闭，server发送ACK确认后一段时间再发送FIN segment，client确认后，两端真正关闭连接。

TCP提供RDT、流控制、拥塞控制服务。

RDT：发送方维持一个定时器，超时重传，并累计确认，收到冗余ACK就快速重传，无需等到超时。
流控制：在header中维持一个receive window（用最后读取、最后接收、最后发送、最后确认与buffer size来表示）。
拥塞控制：
1. 通过cwnd控制速度；
2. 丢包（超时/冗余ACK x3）视为拥堵，收到一个ACK则增大cwnd，pushy strategy；
3. 拥塞控制算法：初始cwnd=MSS，慢启动（cwnd+=MSS，指数增长）、拥塞避免（cwnd+=MSS*MSS/cwnd，线性增长）、快速恢复（cwnd+=MSS，指数增长），只要丢包（timeout/duplicate ACK）ssthresh=cwnd/2且重传，超时则重启慢启动，冗余ACK则cwnd=ssthresh+3MSS，进入快速恢复，直到首次收到新的ACK，视为拥塞结束，进入拥塞避免。

5.1 Definition

Features

connection-oriented: 3-way handshake
full-duplex service
1. point-to-point, multicasting
2. bidirectional

MSS, MTU, TCP segment size

MSS（Maximum Segment Size）是指TCP协议中一个数据段（segment）能够承载的最大数据量（不包括TCP header，只是应用层所需data field），它是TCP连接双方在握手过程中协商得出的结果。

MTU（Maximum Transmission Unit）是指数据链路层协议中一个数据帧（frame）能够承载的最大数据量。

TCP segment size指的是一个TCP数据段的大小，它包括TCP首部和数据部分。发送方根据MTU的大小来调整MSS的大小，以确保发送的TCP数据段可以被正确地传输和接收。

TCP segment structure

TCP将数据看作无组织但有序的字节流，为每个字节编号与累计确认来实现有序确认。

Sequence number: 为file data的每个字节编号，[0,MSS]为segment 1，[MSS,2MSS]为segment 2，以此类推。但一般会随机初始化序号，否则容易造成冲突。

acknowledgement number：TCP可能收到乱序的segment，此时会将其缓存等待重排。TCP接收方会在acknowlegment number field填入其需求的最小的字节编号，比如已收到[0,55],[100,155]，其发送给发送方的segment中acknowlegment number为56。TCP采用累计确认机制（cumulative acknowledgements），每次只确认最小的缺失字节编号。

捎带确认：接收端发送数据时顺带地返回一个确认（ACK）信息，而不需要独立地发送一个ACK消息。发送端只能独立发送ACK消息。减少网络上的通信次数，提高网络效率。

以下情况接收端必须独立发送ACK：

接收端接收到SYN segment时，需要独立发送SYNACK作为第二次握手的响应。
接收端接收到一个受损segment时。捎带确认只能确认已经正确接收的数据。

Telnet：用于远程登陆的应用层协议

5.2 RTT Estimation and Timeout

$EstimatedRTT=(1-\alpha) \cdot EstimatedRTT +\alpha \cdot SampleRTT $

TCP通过一定策略计算SampleRTT（不会采样每个segment），并计算其指数加权移动平均(EWMA)，估计出EstimatedRTT。

$DevRTT=(1-\beta)\cdot DevRTT+\beta \cdot

SampleRTT-EstimatedRTT

DevRTT是预测值与测量值差值的EWMA。

$TimeoutInterval=EstimatedRTT+4\cdot DevRTT$

出现超时后，TimeoutInterval应当加倍，以免即将被确认的后继报文段过早出现超时。但只要收到报文段并更新EstimatedRTT，就再次计算TimeoutInterval。

5.3 RDT service in TCP

assumption：发送方不受TCP流控制、拥塞控制的限制；数据长度小于MSS（不需要切割），且单向数据传送。

TCP在发送方部署一个single timer，发送方响应以下事件：

call from above，从上层接受数据，若定时器未运行，启动定时器；
Timeout，重传最小序号的未应答segment，启动定时器；
receiver feedback，收到ACK k，TCP采用累计确认，这可以说明k以前的字节都已经收到，故更新base。若当前仍然存在未应答segment，启动定时器。

快速重传

duplicate ACK：假设接收方当前需求为segment y，接收方只要收到的segment k(k>y)，就发送冗余ACK y，发送方只要收到3次ACK y，就快速重传y。此外，由于TCP采用累计确认，只要收到ACK k(k>y)，就会在超时前重启计时器，无需重传segment y。

TCP不是GBN协议（不会重传一整个窗口），也不完全是SR协议（TCP可以有选择地确认失序报文段），可以被分类为其混合体。

5.4 FLow Control

用receive window来实现Flow Control。

receiver：
1. LastByteRead:应用从缓存中读取的最后一个字节编号
2. LastByteRcvd: 最后一个放入缓存的字节编号
3. RcvBuffer: total buffer size
4. rwnd: receive window=RcvBuffer-[LastByteRcvd-LastByteRead]
sender：
1. LastByteSent
2. LastByteAcked

$LastByteSent-LastByteAcked≤ rwnd$

当rwnd为0时，sender会一直继续发送单字节数据segment，这些segment会被receiver确认，直到确认segment中包含一个非0的rwnd。

5.5 Connection Management

3-way handshake

client TCP发送SYN segment，SYN=1，序号client_isn随机初始化
server为该连接分配TCP缓存和变量，向client TCP发送SYNACK segment，SYN=1，ACK=client_isn+1，包含初始化的server_isn
client为该连接分配缓存和变量，向server发送segment，SYN=0，ACK=server_isn+1，该segment可以负载data

close

client发送close request，segment中FIN=1
server发送ACK，再发送其终止segment，FIN=1
client发送ACK，client TCP等待30s后终止，释放资源
server收到ACK，server TCP终止，释放资源

SYN flood attack - classic Dos attack

向服务器发送多个SYN segment，server会在第二次握手为其开辟空间，导致服务器连接资源殆尽

SYN cookie：收到连接请求时生成一个初始TCP序列号，与SYN segment的源地址有关，作为cookie，不开辟空间，发送含有该序列号的SYNACK segment；当client返回第三次握手的ACK segment，验证该ACK segment序号与SYNACK segment中的cookie值匹配，此时server才生成连接。

5.6 Congestion Control

根据【网络层是否为运输层拥塞控制提供了显式帮助】来分类：

end-to-end，无关网络层，TCP采用这种方法
网络辅助的拥塞控制，routers向发送方提供显式反馈信息。
1. routers-sender：choke packet
2. receiver-sender：路由器标记packet中的某个field，收到flagged packet后，receiver通知sender，这种通知至少要经过一个RTT

TCP Congestion Control

TCP拥塞控制通过三个方面实现：

TCP发送方能够限制发送流量的速率
TCP发送方能够感知拥塞
TCP发送方感知到拥塞时，如何应对

限制流量速率

变量：

LastByteSent
LastByteAcked
cwnd，congestion window

$LastByteSend-LastAcked≤min{cwnd,rwnd}$

v=cwnd/RTT，通过调整cwnd的值，可以调整连接发送数据的速率

感知拥塞

丢包：timeout/3 duplicate ACK(4 ACK in total)，视作拥堵，减小cwnd

ACK segment：TCP是self-clocking的，使用确认/计时来增大cwnd

带宽检测：只要收到ACK，一直增加cwnd，直到出现丢包，减小该速率，然后再次开始探测（增大cwnd），总之就是不停试探边界

拥塞控制算法

慢启动slow-start（强制）
1. initial：cwnd≤MSS，v=MSS/RTT
2. 收到一个首次确认的ACK就翻倍，MSS*2^n^
3. 若出现拥塞，更新慢启动阈值ssthresh（slow-start thresh）=cwnd/2
  1. 超时，cwnd重置为1MSS，重新开始慢启动
  2. 3 冗余ACK，TCP快速重传，cwnd=ssthresh+3MSS，进入快速恢复
4. 当cwnd≥ssthresh，结束慢启动，进入拥塞避免
拥塞避免（强制）
1. 每个RTT，cwnd+=MSS，线性增加；例如，对每个到达的ACK，cwnd+=MSS*MSS/cwnd
2. 拥塞，ssthresh=0.5 cwnd
  1. timeout，cwnd=1MSS
  2. 三个冗余ACK，cwnd=ssthresh+3MSS，进入快速恢复
快速恢复（推荐）
1. 收到ACK，cwnd=ssthresh，切换拥塞避免
2. 拥塞
  1. 超时，ssthresh=cwnd/2，cwnd=1 MSS，重启慢启动
  2. 冗余ACK，cwnd+=MSS，快速恢复的主体

AIMD(Additive-Increase, Multiplicative-Decrease, AIMD)，加性增、乘性减：TCP线性增加其cwnd，直到出现3个冗余ACK，cwnd减半，再开始线性增长，不断探测可用带宽

高度理想化的TCP稳态动态性模型：

$一条连接的平均吞吐量=\frac{0.75W}{RTT}$

W:当前cwnd

经高带宽路径的TCP：

$一条连接的平均吞吐量=\frac{1.22MSS}{RTT \sqrt{L}}$

Computer Network: Transport Layer(2)