7.1、传输层的可靠数据传输
传输层协议为运行在差异主机上的进程提供了一种逻辑通讯的机制。发送方在传输层会将应用递交的消息分成一个或多个的Segment，并向下传给网络层，吸收方在传输层会将吸收到的Segment组装成消息，并向上交给应用层。传输层还可以为应用层提供多种协议，如TCP协媾和UDP协议。与网络层提供的主机之间的逻辑通讯机制有所差异，传输层提供了应用进程之间的逻辑通讯机制。在OSI的网络参考模子中，传输层的位于网络层之上，而且传输层直接依赖于网络层的服务。
一、多路复用和多路分用
假如某层的一个协议对应直接上层的多个协议/实体，则须要复用/分用。
1.1、多路分用
传输层从网络层收到Segment后，依据每个Segment中头部信息的差异，将收到的全部Segment交给正确的Socket，这个过程就是多路分用。如下所示：
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多路分用的详细过程可以分为以下3步：
①、主机从传输层以下吸收到了 IP数据报(datagram)，每个数据报携带源IP地点、目的IP地点；
②、每个 IP数据报(datagram) 携带一个传输层的Segment，该传输层的Segment携带了源端标语和目的端标语；
③、传输层协议提取Segment中的 IP地点和端标语信息，将Segment导向相应的Socket；
1.1.1、无毗连（UDP）的多路分用
无毗连的多路分用指的就是UDP的多路分用，UDP的Socket利用了 “目的IP地点、目的端标语” 这个二元组标识。当传输层收到UDP的Segment后，传输层会查抄Segment中的目的端标语，并将这个Segment绑定到对应端标语的Socket上。
1.1.2、面向毗连（TCP）的多路分用
面向毗连的多路分用指的就是TCP的多路分用，TCP的Socket利用了“源IP地点、源端标语、目的IP地点、目的端标语”这个四元组标识。当传输层收到TCP的Segment后，传输层会查抄Segment中的目的端标语，并将这个Segment绑定到对应端标语的Socket上。如下图所示：
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二、无毗连不可靠（UDP）的传输协议
UDP协议基于IP协议，是一种数据报（SOCK_DGRAM）的传输协议。UDP协议在传输层实现了多路复用/多路分用，而且UDP协议在传输层实现了简单的端到端的错误校验机制（端到端的错误校验机制差异于链路层和物理层的错误校验机制，端到端的错误校验机制是传输层特有的一种错误校验机制）。由于UDP协媾和IP协议一样，只是在他们地点的OSI模子中做了简单的错误校验机制，并没有做错误规复机制，因此，UDP协媾和IP协议雷同，都是一种简单的“Best effort”服务模子（“Best effort”服务模子大概会导致报文段丢失，大概报文段不能按序到达）。由于UDP协议无毗连，因此UDP协议中每个数据报（SOCK_DGRAM）的传输都是独立的，数据报之间并没有相互依赖。UDP协议相比于TCP协议，UDP协议中协议头部只须要8KB的存储空间，TCP协议中头部须要20KB的存储空间，而且UDP协议没有拥塞控制，而TCP协议有拥塞控制。
UDP协议常用于流媒体应用，DNS应用和SNMP应用。UDP协议报文的Segment如下图所示：
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UDP协议报文的Segment中的checksum是UDP协议的校验和，重要用于检测UDP协议报文Segment在传输中是否发生错误，比如，位翻转。checksum的校验原理，如下图所示：
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三、有毗连可靠的传输协议——rdt协议，gbn协议，sr协议
可靠数据传输的界说为：发送方将信息通过可靠信道（reliable channel）大概不可靠信道（unreliable channel）传输给吸收方时，信息可以包管不错、不丢、不乱。由于传输信道（channel）存在不可靠性，因此可靠数据传输的过程终极要依赖于复杂的可靠数据传输协议——rdt协议。
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可靠数据传输协议的接口中，有以下3点须要留意：
①、发送方的rdt_send()函数是单向的，这个表现发送方的应用层单向的将数据通过rdt_send()函数转达给传输层，然后由传输层通过TCP协议将数据传输给网络层的IP协议；
②、吸收方的deliver_data()函数是单向的，这个表现吸收方的网络层和传输层吸收到完备的数据之后，才会将完备的数据转达给应用层；
③、传输层和网络层的函数调用是双向的，传输层的TCP协媾和网络层的IP协议共同构成了可靠数据传输。
可靠数据传输协议一样寻常利用传输层的有限状态自动机（Finite State Machine, FSM）来描画传输协议，有限状态自动机的结构如下图所示：
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3.1、rdt1.0协议
rdt1.0协议办理的题目是在可靠信道上举行可靠数据传输（实际不存在这种理想环境）。rdt1.0协议创建在数据传输的底层信道是完全可靠的假设之上，比如：①、假设底层信道不会发生错误(bit error)；②、假设底层信道不会抛弃分组。同时，rdt1.0协议中发送方和吸收方都会有各自的有限状态自动机（FSM），rdt1.0协议的工作流程，如下图所示：
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在rdt1.0协议的工作流程图中，有以下3个逻辑比力告急：
①、发送方的有限状态自动机（FSM）只有1个状态——等候应用层的调用状态。当发送方的应用层调用传输层rdt_send(data)函数时，发送方的传输层通过make_pkt(data)函数创建一些packet（分组），然后利用可靠信道udt_send(packet)（固然在rdt1.0定名为udt_send(packet)，但是可以看做为可靠信道传输）把这些packet（分组）发送出去。在这段逻辑的实行完成后，发送方的有限状态自动机（FSM）处于等候应用层的调用状态。
②、吸收方的有限状态自动机（FSM）只有1个状态——等候网络层的调用状态。当吸收方的网络层调用传输层rdt_rcv(packet)函数时，吸收方的传输层通过extract(packet,data)函数把网络层发过来的packet（分组）提取出来归并为data，然后通过deliver_data(data)转达给应用层。在这段逻辑的实行完成后，吸收方的有限状态自动机（FSM）处于等候网络层的调用状态。
③、由于rdt1.0协议创建在数据传输的底层信道是完全可靠的假设之上，以是吸收方的传输层通过extract(packet,data)函数把网络层发过来的packet（分组）提取出来归并为data时，并不须要检测网络层发过来的packet（分组）是否有错，是否有丢失，是否有重复...等这些题目。
3.2、rdt2.0协议
rdt2.0协议办理的题目是怎样处置处罚产生错误的分组信息。rdt2.0协议创建在数据传输的底层信道会产生错误信道的场景之上，比如：底层信道大概翻转分组中的位(bit)...等等；假如产生了错误的分组信息，rdt2.0协议还创建了错误规复的机制，如下图所示：
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总结如下，Rdt 2.0中引入的新机制中包罗了：①、不对检测，“校验和”只是不对检测方式中的一种；②、吸收方反馈控制消息ACK/NAK，来决定发送方是否重传分组，基于这种重传机制的rdt2.0协议又称为ARQ(Automatic Repeat reQuest)协议。
rdt2.0协议中发送方的有限状态自动机（FSM）和吸收方的有限状态自动机（FSM），分别操持如下：
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与rdt1.0协议的有限状态自动机相比，rdt2.0协议的有限状态自动机，有以下2点比力告急：
①、发送方的有限状态自动机（FSM）有2个状态——等候应用层的调用状态、等候吸收方的ACK或NACK状态。当发送方的应用层调用传输层rdt_send(data)函数时，发送方的传输层通过make_pkt(data,checksum)函数创建一些sndpke（分组），然后利用可靠信道udt_send(sndpke)函数把这些sndpke（分组）发送出去之后，发送方的有限状态自动机（FSM）处于等候吸收方的ACK或NACK状态，吸收方复兴的内容有以下2种大概：第一种吸收方复兴了ACK，那么发送方的有限状态自动机（FSM）由等候吸收方的ACK或NACK状态变为等候应用层的调用状态；第二种吸收方复兴了NACK，那么发送方要重新发送刚才的sndpkt，继承等候直到吸收方复兴了ACK。
②、吸收方的有限状态自动机（FSM）只有1个状态——等候网络层的调用状态。当吸收方的网络层调用传输层rdt_rcv(rcvpkt)函数时，吸收方的传输层须要判断吸收到的rcvpkt（分组）是否正确，吸收方吸收到分组会有以下2种大概：第一种，rcvpkt是正确的，吸收方的传输层会把rcvpkt（分组）提取出来归并为data，然后通过deliver_data(data)转达给应用层，末了复兴发送方ACK信号；第二种，rcvpkt（分组）是错误的，吸收方会立即复兴发送方NACK信号，并删除刚才吸收到的rcvpkt（分组）。
可以用下面2个张图，分别模仿rdt2.0协议的传输过程和有限状态自动机：
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3.3、rdt2.1协媾和rdt2.2协议
3.3.1、rdt2.1协议
固然rdt2.0协议加入了吸收方反馈控制消息ACK/NAK，来决定发送方是否重传分组，但是在rdt2.0协议中，假如吸收方反馈给发送方的ACK/NAK消息发生错误/被粉碎(corrupted)，那么发送方的有限状态自动机（FSM）将会进入死锁。为了办理这个题目，rdt2.1协议引入了序列号来控制分组信息，rdt2.1协议的针对rdt2.0协议的题目，处置处罚逻辑如下：
①、发送方给每个分组增长序列号，假如发送方吸收到的ACK/NAK消息发生错误/被粉碎(corrupted)，发送方将重传当前序列号的分组；
②、吸收方假如吸收到了重复序列号的分组信息，那么吸收方将会抛弃重复的分组。
rdt2.1协议中发送方的有限状态自动机（FSM）和吸收方的有限状态自动机（FSM），分别操持如下：
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与rdt2.0协议中有限状态自动机相比，rdt2.1协议中有限状态自动机，有以下2点比力告急：
①、发送方的有限状态自动机（FSM）有4个状态——等候序列号为0的分组、等候吸收方返回序列号为0的分组的ACK或NACK、等候序列号为1的分组、等候吸收方返回序列号为1的分组的ACK或NACK。详细的函数调用过程，此处不再赘述。
②、吸收方的有限状态自动机（FSM）有2个状态——等候序列号为0的分组、等候序列号为1的分组。详细的函数调用过程，此处不再赘述。须要留意的是，假如吸收方在等候序列号为0的分组时，完备无误的吸收到了序列号为1的分组，那么吸收方同样会给发送方返回序列号为1的分组的ACK和checksum；同样的，假如吸收方在等候序列号为1的分组时，完备无误的吸收到了序列号为0的分组，那么吸收方同样会给发送方返回序列号为0的分组的ACK和checksum。
3.3.2、rdt2.2协议
rdt2.2协议相比rdt2.1协议，吸收方采取ACK+序列号的返回方式替换了吸收方返回NAK。rdt2.2协议只利用ACK+序列号的处置处罚逻辑如下：
①、吸收方通过ACK告知发送方末了一个被正确吸收的分组，在ACK消息中，有被确认分组的序列号；
②、假如发送方收到了非当前发送分组的序列号，那么重传当前分组。
rdt2.2协议中发送方的有限状态自动机（FSM）和吸收方的有限状态自动机（FSM），分别操持如下：
https://img2024.cnblogs.com/blog/2485827/202605/2485827-20260519091915359-2131192998.png
3.4、rdt3.0协议
rdt1.0协议创建在可靠信道上举行可靠数据传输（实际不存在这种理想环境），rdt2.x 协议创建在数据传输的底层信道会产生错误信道的场景之上，比如：底层信道大概翻转分组中的位(bit)...等等，但是，在真实的网络环境中，数据传输的底层信道除了大概发生错误以外，还大概丢失分组。因此，rdt3.0协议办理的题目就是数据传输的底层信道丢失了分组这种场景，rdt3.0协议的处置处罚逻辑如下：
①、继承了rdt2.x协议中ACK+序列号的机制；
②、rdt3.0 协议中发送方在发送完数据后，会等候“公道”时间，假如发送方在等候的时间内，没有收到吸收放的ACK，那么发送方重传分组；
rdt3.0协议中发送方的有限状态自动机（FSM）操持如下：
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rdt3.0协议在面临差异场景的分组丢失时，处置处罚流程如下：
https://img2024.cnblogs.com/blog/2485827/202605/2485827-20260519091937752-1779360088.png
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rdt3.0协议固然可以或许正确工作，但是rdt3.0协议的性能很差，比如下面这个rdt3.0协议的利用场景：在1Gbps链路，端到端的传播延长为15ms，发送1KB的分组所利用的时间和服从分别为：
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由于rdt协议是停等协议，因此在一个分组发送完成时，整个网络不绝处于等候的状态，因此发送时间为：
\
发送方利用率（发送方发送时间百分比）为：
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同样可以盘算得到，在1Gbps链路上，发送方每30毫秒才发送一个巨细为1KB的分组，那么1s可以发送的分组为33个，即1s可以发送33KB的数据。因此，可以得到如下结论，rdt3.0协议限定了物理资源的利用，造成这个限定的缘故原由是rdt3.0协议的停等操纵，如下图所示：
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3.5、流水线机制与滑动窗口协议
rdt3.0协议的性能瓶颈重要是由停等操纵造成的，假如在rdt3.0协议的根本上每次可以发送多个分组（流水线机制），那么就可以明显的进步rdt3.0协议的性能瓶颈，进步发送方利用率（发送方发送时间百分比），如下图所示：
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答应在rdt3.0协议的根本上每次可以发送多个分组的协议叫做流水线协议，流水线协议答应发送方在收到ACK之前一连发送多个分组，因此流水线协议与rdt协议相比，有3点重要区别：
①、流水线协议须要更大的序列号范围；
②、流水线协议中发送方和吸收方须要更大的存储空间以缓存分组，流水线协议；
流水线协议的工作原理与rdt协议的工作原理对比，如下图所示：
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3.5.1、流水线协议的详细实现——Go-Back-N（GBN）协议
Go-Back-N协议的发送方包罗分组头、窗口尺寸N、ACK(n)、计时器(timer)、超时Timeout(n)事故...等，每一个属性的详细寄义如下：
①、分组头，表现分组头部包罗一个长度为k bit的序列号，因此序列号的长度为0~2^k；
②、窗口尺寸N，表现滑动窗口中最多答应N个分组未确认，如下图所示：
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③、ACK(n)，确认到序列号n(包罗n)的分组均已被正确吸收，大概收到重复ACK；
④、计时器(timer)，为滑动窗口中未确认吸收的分组设置计时器(timer)；
⑤、超时Timeout(n)事故，当计时器timer超时时，须要重传序列号大于便是n，还未收到ACK的全部门组。
Go-Back-N协议中发送方的有限状态自动机（FSM）操持如下：
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Go-Back-N协议中有限状态自动机，有以下3点比力告急：
①、当nextseqnum便是base时，表现滑动窗口开始从第一位向吸收方发送数据，此时发送方开启计时器并设置start_timer，直到滑动窗口中未吸收到ACK的数据量便是窗口尺寸N时，克制向吸收方发送数据；
②、假如滑动窗口中的第一位数据收到了吸收方的ACK，此时窗口会团体向前滑动一位，将吸收到ACK的第一位数据移出滑动窗口，并重置计时器的开始时间start_time，当发生timeout超时时，Go-Back-N协议会将滑动窗口中的全部数据全部发送一次；
③、假如滑动窗口中的末了一位数据收到了吸收方的ACK，而且整个传输层也没有更多须要发送的数据，那么计时器将会被关闭。
Go-Back-N协议中吸收方没有缓存，因此，吸收方的ACK机制为发送拥有最高序列号的、已被正确吸收的分组的ACK，这个ACK机制包管了Go-Back-N协议中吸收方只须要记取唯一的expectedseqnum即可，对于乱序到达的分组，由于Go-Back-N协议中吸收方没有缓存，吸收方直接抛弃即可。因此，Go-Back-N协议中吸收方只能吸收按序到达的分组。Go-Back-N协议中吸收方的有限状态自动机（FSM）操持如下：
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Go-Back-N协议的工作示例，如下图所示：
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通过上图可以看出，发送方已经发送了编号为0～5的分组。当计时器超时时，若发送方只收到0、1号分组简直认信息ACK0和ACK1，发送端则须要重发的分组数是4个，依次分别是2、3、4、5号分组。
3.5.2、流水线协议的详细实现——Selective Repeat（SR）协议
Selective Repeat协议在Go-Back-N协议的根本上，为Go-Back-N协议的吸收方设置缓存机制——增长了吸收方的滑动窗口，缓存乱序到达的分组。因此Selective Repeat协议中发送方在发送分组时，只须要重传那些充公到ACK的分组即可，而且Selective Repeat协议会为每一个发送过的分组设置定时器（Go-Back-N协议只会为整个窗口内的全部门组设置定时器）。
Selective Repeat协议中发送方滑动窗口和吸收方滑动窗口如下图所示：
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Selective Repeat协议中发送方和吸收方的工作流程，如下图所示：
https://img2024.cnblogs.com/blog/2485827/202605/2485827-20260519092347668-332372569.png
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Selective Repeat协议中发送方和吸收方的工作流程中，有以下2点比力告急：
①、发送方为每个发送过的分组设置一个计时器，当任何一个发送的分组超时后，将会重发；
②、发送方移动窗口的send_base属性永久在最小的没有继承到ACK信号的分组；
③、吸收方的在继承到乱序的分组时，起首会缓存分组序号比力大的分组数据，并立即返回ACK给发送方，当吸收方继承到当前窗口rcv_base所指向的分组序号时，吸收方会从缓存中查找与rcv_base相一连的已吸收到的全部门组，并把与rcv_base相一连的已吸收到的全部门组一起递交给应用层，比方第二张图中吸收方，当吸收方的rcv_base为指向序号2的分组时，吸收方吸收到了序号为3、4、5分组数据，此时吸收方会立即缓存序号为3、4、5的分组数据，并在继承到序号为2的分组数据后，将序号为2、3、4、5的分组一起递交给应用层，然后滑动窗口到下一组分组继承的序列。
别的，Selective Repeat协议在操持的时间须要思量序列号的总数目与窗口尺寸的对应关系，即：吸收方的窗口尺寸+发送方的窗口尺寸
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