计算机网络
研究生入学考试，全国统考计算机学科基础，其之四，计算机网络。
第一章 计算机网络体系结构¶
存储-转发，计算总时间¶
发送时延/传播时延：计算机发送数据包到链路上所需时间。
传输时延：数据包从链路上传输到接收方所需时间。
存储-转发计算总时间：需要等待一个数据包完全接收后才能开始转发，整体过程类似于一个流水线。
交换技术¶
电路交换技术：建立连接，传输数据，释放连接。
报文交换技术：不需要建立连接，直接传输数据。
分组交换技术：将数据（报文）分成小块，每个小块独立传输。
OSI 七层模型 与 TCP/IP 四层模型¶
自底向上：
| OSI 七层模型 | TCP/IP 四层模型 | 功能 | 特征 |
|---|---|---|---|
| 物理层 | 网络接口层 | ||
| 数据链路层 | 网络接口层 | MAC 地址 | |
| 网络层 | 网际层 | OSI 规定提供有连接和无连接服务，TCP/IP 只提供无连接服务 | IP 地址 |
| 传输层 | 传输层 | OSI 提供有连接服务，TCP/IP 提供有链接（TCP）和无连接（UDP）服务 | 端口号 |
| 会话层 | 应用层 | 建立同步，提供检查点机制 | |
| 表示层 | 应用层 | 数据格式转换、编码、压缩、加密与解密 | |
| 应用层 | 应用层 | 网络应用 |
计算机网络协议的概念¶
协议包括语法、语义和时序三个要素。
语法：数据格式。例如 TCP 报文段的格式。
语义。例如 TCP 连接建立的过程。
时序。例如 TCP 连接建立中前后的时序关系。
第二章 物理层¶
波特率、比特率¶
波特率：每秒传输的码元数。一个码元是固定时长的一个数字脉冲。一个脉冲可以携带不止 1 位的数据。例如，将频率或者振幅空间划分为 \(2^n\) 个等级，那么一个码元可以携带 \(n\) 位数据。
比特率：每秒传输的比特数。比特率 \(=\) 波特率 \(\times\) 每个码元携带的比特数。
计算极限速率¶
Nyquist 定理：为确保能够恢复原始信号，采样频率至少是信号频率的两倍。假设带宽为 \(W\)，那么极限波特率为 \(2W\)。从而极限比特率为 \(2W \log_2 M\)，其中 \(M\) 是采样的阶数，\(\log_2 M\) 是每个码元携带的比特数。
在理想低通信道内以“极限比特率”编码
带宽 \(W = 0.5\ \text{Hz}\)，即只保留 \(|f|\leq W\) 的基带分量。
取理想 Nyquist 脉冲 \(\displaystyle p(t)=\mathrm{sinc}(\frac{t}{T})=\frac{\sin(\pi t/T)}{\pi t/T}\)，其中 \(\displaystyle T = \frac{1}{2W} = 1\)。总发送信号 \(\displaystyle s(t)=\sum_{k} a_k\, p(t-kT)\)。
采用 \(M=8\) 阶 PAM，每码元携带 \(\log_2 8=3\) bit，故理论极限比特率 \(R_b = 2W \log_2 M = 1 \times 3 = 3\ \text{bit/s}\)。
在全 0 序列背景中嵌入八进制数字串 114514：
几何直观：带宽上限为 \(W=0.5\) Hz 的最外侧频率对应基波周期 \(T_0=1/W=2\) s，而 Nyquist 间隔为 \(T=1/(2W)=1\) s，故在每个 \(2\) s 的基波周期里可以放置两个符号抽样点（位于 \(kT\) 与 \((k+1)T\)）。通俗来讲，利用三角函数在一个周期内有两个零点，每个零点都能保证不对其他脉冲造成干扰。
Shannon 定理：考虑随机的高斯噪声时，极限比特率为 \(W \log_2 (1 + S/N)\)，其中 \(S/N\) 是信号功率与噪声功率之比。
信噪比：\(\log_{10} (S/N)\)，单位 dB。dB 数转换功率比：\(\displaystyle S/N = 10^{\frac{dB}{10}}\)。
往往需要同时考虑 Nyquist 定理和 Shannon 定理的限制。
数字信号的编码¶
(1) RZ 编码：Return to Zero。每个码元的中间有一个零电平。
(2) NRZ 编码：Non-Return to Zero。每个码元的中间没有零电平。需要双方同步时钟。
(3) NRZI 编码：Non-Return to Zero Inverted。每个码元的中间没有零电平，但是下一个码元的电平取决于上一个码元的电平。如果电平发生跳变，则表示 0，否则表示 1。需要双方同步时钟。
(4) Manchester 编码：每个码元的中间都发生电平跳变。向上跳变表示 0，否则表示 1。可以通过电平跳变来同步时钟。（IEEE 802.3 以太网）
(5) Differential Manchester 编码：每个码元的中间都发生电平跳变，但此跳变无意义。只有码元的开始处的跳变有意义。向上跳变表示 0，否则表示 1。可以通过电平跳变来同步时钟。
物理层设备¶
中继器：无存储转发功能，只是对信号进行整形、放大、转发。
集线器：多个端口的中继器。
被物理层设备连接的网络同处于一个冲突域。
第三章 上半部分 数据链路层¶
数据链路层：为网络层提供 有/无连接 有/无确认 服务。
有/无连接：是否需要事先建立可靠连接。
有/无确认：是否需要接收方确认。不使用序号和确认的服务是不可靠的。
不存在有链接但无确认的情况。
封装成帧¶
帧定界：在数据包前后加上特定的标志，以便接收方识别帧的开始和结束。
透明传输：无论数据内容，都不会造成帧定界的混淆。
(1) 字符计数法：每一帧第一个字段记录整个帧的长度（包括帧头和帧尾）。
(2) 字符填充法：使用特殊的 ASCII 字符定界。在帧中出现特定字符时，插入转义字符，以避免混淆。
(3) 零比特填充法：使用 01111110 作为帧定界。在帧中出现 11111 时，插入 0。接收时，如果出现 11111，根据其后的比特是 0 还是 1 来判断是否是帧定界：如果是 0，则删除填充的 0，此处是数据；如果是 1，则此处是帧定界。
(4) 违规编码法：使用特殊的编码方式，使得帧定界不会出现在数据中。
差错控制¶
(1) 奇偶校验：使用 1 位的校验码，加上这一位后，1 的个数为奇数或者偶数。（分别对应奇校验和偶校验）
(2) CRC 校验：\(m\) 位的数据，使用 \(r\) 位作为校验码。取 \(r+1\) 位的多项式 \(G(x)\)，使用 {data[m-1:0], r{1'b0}} 除以 \(G(x)\)，得到余数作为校验码。使用不进位借位的二进制加减法进行计算。将余数放在数据的后面，接收方再次计算与 \(G(x)\) 的除法，如果余数为 0，则说明没有错误（这是因为不进位借位的二进制加法和减法是等价的运算，都等价于异或）。可以检出所有 \(r\) 位以内的错误。
(3) 海明码：提供对单比特错误的检测和纠错，\(n\) 位的数据，\(r\) 位的纠错码，需要满足 \(2^r \geq n + r + 1\)，即纠错码的总组合数大于等于 所有可能的单比特错误位置 加上 无单比特错误的情况。
从 1 开始计数，将 \(r\) 位的纠错码排列在第 1, 2, 4, 8, ... 位上，然后在剩余的空间中按顺序填入原先的数据。每个数据被其位置号的二进制表示为 1 的纠错码校验（例如，对于处于位置 0b1011 的数据，被第 1, 2, 4 位的纠错码校验）。纠错码通过计算被其控制的数据位的异或得到。
接收方将检验位与所有被其控制的数据为作异或，如果结果为 0，则说明没有错误；否则，则说明在二进制位置号这一位为 1 的某一位出现了错误。
海明码的码距：海明编码中，任意两个有效的数据位组合之间的海明距离。
码距为 \(d\) 的海明码，提供对 \(d-1\) 位错误的检测和 \(\displaystyle \lfloor \frac{d - 1}{2} \rfloor\) 位错误的纠正（这是因为解码器通过选择距离最近的有效码字纠正错误，如果错误位数大于 \(\displaystyle \lfloor \frac{d - 1}{2}\rfloor\)，那么最近的有效码字可能不唯一）。
例子：经典海明码，\(n = 4\)，\(2^r \geq n + r -1\) \(\Rightarrow\) \(r = 3\)，俗称 7, 4 码。其中任意两个有效数据位组合为 0000000 和 1110000 \(\Rightarrow\) 码距 $d =3 $ \(\Rightarrow\) 可以检测（但无法定位） 2 位错误和纠正（检测并定位） 1 位错误。
流量控制与可靠传输¶
相关概念：逐帧确认/累积确认、发送窗口 \(W_T\) /接收窗口 \(W_R\)（可以发送/允许接收的帧号）。
用滑动窗口来建模帧传输的过程。各个流量控制协议如下：
(1) 停止等待协议
\(W_T = W_R = 1\)。逐帧确认。
(2) Go-Back-N 协议
按序接收，因此 \(W_R = 1\)。累计确认。
\(W_T > 1\)，但需要满足 \(W_T + W_R \leq 2^n\)，其中 \(n\) 是帧编号的位数，以免在同一轮传输中就用尽所有可能的帧编号。
当发送方检测到超时，重传超时的帧以及之后的所有帧。
当发送方收到 ACK 时，发送窗口后移。
(3) 选择重传协议
\(W_T, W_R > 1\)。逐帧确认。
\(W_T + W_R \leq 2^n\)。
\(W_T \geq W_R\)。
一旦接收方检测到错误，向发送方发送 NAK，要求重传；无错，发送 ACK，窗口后移。
(4) 计算信道利用率：发送用时 / 总用时
第三章 下半部分 介质访问控制子层¶
信道划分下的介质访问控制¶
(1) 时分复用
(2) 频分复用、波分复用（光的频分复用）
(3) 码分复用：每个站使用相互正交的单位向量表示 0 和 1。叠加传播，接收者使用发送站向量上的投影判断这个发送站是否发送了信号：如果投影为正，则发送了 1；如果投影为负，则发送了 0；如果投影为 0，则没有发送信号。
随机访问下的介质访问控制¶
(1) ALOHA 协议：有就发，如果确认超时，那么就认为发生了冲突，等待随机时长后重发。（如果改为立即重发，则会发生互递归，必然导致继续冲突）
(2) 时隙 ALOHA 协议：将时间划分为时隙，每个站在时隙开始时发送，如果冲突，等待随机时长后重发。
(3) CSMA 协议：CS = Carrier Sense，载波监听。监听信道，如果信道空闲，立即发送；如果信道忙，等待随机时长后重试。又细分为非坚持型 CSMA、1-坚持型 CSMA、p-坚持型 CSMA。这里的「坚持」指的是信道忙时是否继续监听信道；1 和 p 指的是空闲时发送的概率（如果不发送则继续监听）。
(4) CSMA/CD 协议：CD = Collision Detection。如果发送过程中检测到冲突，立即停止发送，等待后重试。如何检测冲突：计算 RTT = \(2\tau\)，如果在 \(2\tau\) 内收到了另外一个站的信号，那么就认为发生了冲突。适用于半双工通信（以太网）。这也是以太网帧最小帧长的原因：一个帧不能短到发送完之前还没有检测到可能的冲突（检测到冲突的最大时长需要 \(2\tau\)）。以太网最小帧长 64B。另一方面，对于接收到的数据帧，如果小于最小帧长，则可以认为是错误报文，直接丢弃。
CSMA/CD 等待时长的计算：\(2 \tau \cdot r\)，其中 \(r\) 是集合 \(\{2^0 - 1, 2^1 -1, \dots, 2^{\min(k, 10)} - 1\}\) 中的随机数，\(k\) 是冲突重传次数。当 \(k = 16\) 时，认为网络拥塞，放弃发送。
(5) CSMA/CA 协议：CA = Collision Avoidance。避免冲突，而不是检测冲突。每个站在收到信息后，必须等待 IFS（InterFrame Space）时间后才能发送下一个帧。每一个帧都需要确认。SIFS 用于分割同一会话中的不同帧；DIFS 当且仅当信道空闲、进行预约时被使用。802.11 标准中的预约流程如下：
(a) 由申请方监测信道空闲后，等待 DIFS，发送 RTS（Request To Send）帧；(b) 当目的站收到 RTS 帧后，等待 SIFS，向所有站点发送 CTS（Clear To Send）帧；(c) 所有收到 CTS 帧的所有其他站点均需等待，而收到 CTS 帧的申请者此时获得信道的独占权，等待 SIFS 后发送数据帧；(d) 目的站接收完成数据帧后，等待 SIFS，向所有站点发送 ACK 帧，通知他们信道占用时间结束。
RTS 和 CTS 帧中都含有标识需要对方等待多长时间的字段，对于 RTS 帧来说是 3*SIFS + 数据帧传输时间 + CTS + ACK；对于 CTS 帧来说是 2*SIFS + 数据帧传输时间 + ACK。
信道忙时，也采用类似 CSMA/CD 的退避算法，等待时长 \(2 \tau \cdot r\)，其中 \(r\in \{2^2 - 1, 2^3 -1, \dots, 2^{\min(2+k, 8)} - 1\}\)。
适用于无线局域网。
(6) 令牌传递协议：每个站必须持有令牌才能发送数据。由令牌帧携带数据，每个站收到令牌后，可以发送数据（如果没有数据，则立即传递令牌），然后将令牌传递给下一个站。适用于令牌环网络。
局域网¶
局域网的特性由：拓扑结构、传输介质、介质访问控制决定
以太网：
逻辑拓扑结构：总线型；物理拓扑结构：星型
传输介质：双绞线、光纤
介质访问控制：CSMA/CD
无连接无确认，曼彻斯特编码。
以太网 MAC 帧的格式：
| 前导码 | 目的地址 | 源地址 | 类型 | 数据 | CRC |
|---|---|---|---|---|---|
| 8 Byte | 6 Byte | 6 Byte | 2 Byte | 46-1500 Byte | 4 Byte |
前导码包括同步码 7B 和定界符 1B。类型字段可以用来表示数据长度，只需要规定类型从 1501 开始编码即可。不需要帧尾定界符，原因是使用曼彻斯特编码，当电平信号不变时，就能够检测到结束。
CRC 计算包括除前导码和其本身以外的所有字段。
802.11 无线局域网：
介质访问控制：CSMA/CA
802.11 MAC 帧的格式：
| 帧控制 | 持续期 | 地址 1 | 地址 2 | 地址 3 | 序列控制 | 地址 4 | 数据 | CRC |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 2 Byte | 2 Byte | 6 Byte | 6 Byte | 6 Byte | 2 Byte | 6 Byte | 0-2312 Byte | 4 Byte |
其中，地址 1、2、3 的含义由帧控制字段中的「去往 AP」、「来自 AP」决定。按顺序为 dest, src, addr3。addr3 为源地址或者目的地址（考虑到需要先向 AP 发送数据，然后再由 AP 转发给目的地址，因此需要 addr3 作为中间变量来标识真正的目的或者源地址）。
802.1Q 虚拟局域网：
通过在以太网帧中添加 VLAN 标签来实现虚拟局域网。
| 前导码 | 目的地址 | 源地址 | VLAN 标签 | 类型 | 数据 | CRC |
|---|---|---|---|---|---|---|
| 8 Byte | 6 Byte | 6 Byte | 4 Byte | 2 Byte | 46-1500 Byte | 4 Byte |
使用 VLAN 标签（中的后 12 位）来区分不同的虚拟局域网。
广域网¶
节点交换机：局域网中的路由器与广域网的接口。
PPP 协议：点对点链路控制协议。用于在两个节点之间建立连接。用户计算机与 ISP 之间的连接。有连接、无确认（不可靠）。
异步的 PPP 帧使用字节填充法来进行帧定界。同步的 PPP 帧使用 01111110 作为帧定界。
PPP 帧只有最长限制，没有最短限制，这是因为 PPP 的点对点通信不需要使用 CSMA/CD 进行冲突检测。
数据链路层设备¶
交换机的自学习机制：交换机通过学习源地址来建立 MAC 地址表。当交换机接收到一个帧时，它会查看帧中的源地址，并将其与接收到这个帧的端口相关联。
交换机在转发帧时，如果目的 MAC 地址在 MAC 地址表中，那么就直接转发到对应的端口；如果不在，那么就广播到所有端口。
被数据链路层设备连接的网络同处于一个广播域。
对比在物理层扩展网络（使用集线器），集线器只能够向各个端口广播帧，而不能定向地转发，因此使用集线器时，如果多个设备同时通信则必然产生冲突，这个冲突的发生范围是所有使用集线器连接的设备集合，这个集合被称为冲突域。而使用交换机时，由于能够定向地转发到某个端口，因此能实现多个设备的并行通信，因此能够隔离冲突域。
第四章 网络层¶
网络层提供有链接的虚电路服务（OSI） 或者 无连接的数据报服务（TCP/IP）。在 TCP/IP 协议栈中，网络层使用 IP 地址。
SDN：软件定义网络。将网 络设备的控制平面与数据平面分离，通过控制器来控制网络设备。
控制平面：路由选择，集中控制路由表并下发到路由器。
数据平面：数据包转发，根据路由表转发数据包。
IPv4¶
(1) IP 数据报中部分首部字段：
| 字段 | 描述 | 大小 |
|---|---|---|
| 版本 | 值为 0x4 |
4bit |
| 首部长度 | 以 4B 为单位 | 4bit |
| 总长度 | 以 1B 为单位，包括首部和数据 | 2B |
| 标识 | 计数器，用于分片 | 2B |
| 标志 | MF，DF，RF | 3bit |
| 片偏移 | 以 8B 为单位 | 13bit |
| TTL | 生存时间，每经过一个路由器减 1 | 1B |
| 首部校验和 | 校验 IP 首部 | 2B |
| 源 IP 地址 | 4B | |
| 目的 IP 地址 | 4B |
(2) IP 数据报的分片：当数据报长度超过链路层的 MTU 时，进行分片，每一个路由器都可以对数据报进行分片。
其中，首部的标识用于恢复数据报的顺序，以数据报为单位（标识出唯一的数据报）；而标志和片偏移用于重组数据报的分片，片偏移的计算可以视作是数据部分在「未经分片的无限长 IP 报文」中的下标，以 8B 为单位。
(3) IPv4 地址：32 位，分为网络号和主机号。网络号用于路由，主机号用于标识主机。
分类的 IP 地址：网络号的位数分别为 8、16、24 位（A、B、C 类，分别以 0，10，110 开头，霍夫曼编码，还有以 1110 和 1111 开头的 D 类多播地址和 E 类预留地址）。
保留全 0 和全 1 的网络号。全 0 的主机号表示本网络，全 1 的主机号表示本网络的广播地址。
私有 IP 地址：不被路由器转发的 IP 地址。
| 类型 | 地址范围 |
|---|---|
| A 类 | 10.0.0.0 - 10.255.255.255 |
| B 类 | 172.16.0.0 - 172.31.255.255 |
| C 类 | 192.168.0.0 - 192.168.255.255 |
(4) 对主机号，可以进一步划分为子网号和主机号。
子网掩码：子网掩码的 1 位标识网络号和子网号，0 位标识主机号。
当发送 IP 报文时，检查目的 IP 是否在同一子网中，若是，则直接发送；否则，发送到默认网关。
(5) CIDR：使用不定长的网络号和子网号，通过 CIDR 表示法来表示。（在 IP 地址后面加上 / 和子网掩码的位数。表示点对点链路时，可以使用主机号 0（相当于全 0） 和 1（相当于全 1）用来标识两个主机，从而子网掩码可以到达 /31 而无需 /30）
使用 CIDR 表示法，可以通过路由聚合合并路由表表项，减少路由表的大小。
(6) 路由表使用最长前缀匹配，转发到复合条件的表项中，前缀最长的那一项。使用 a.b.c.d/32 表示通往特定主机的路由，使用 0.0.0.0/0 表示默认路由。
(7) NAT：由路由器维护的 NAT 表，将内部 IP 地址+端口映射到外部 IP 地址+端口。由于出现了端口，是一个传输层协议。
(8) ARP：将 IP 地址解析为 MAC 地址。广播 ARP 请求，单播 ARP 响应。路由器中维护 IP 地址与 MAC 地址的映射表。
(9) DHCP：即插即用的 IP 地址分配协议。DHCP 服务器维护 IP 地址池，客户端发送 DHCP 请求，服务器回复 DHCP 响应。UDP，由于区分 C/S，是一个应用层协议。协议全部通过广播来实现。
(10) ICMP：Internet 控制报文协议。其本身是网络层协议（只能得到 IP 地址，不能得到端口号），但使用 ICMP 的 ping 工作在应用层，使用 ICMP 的 traceroute 工作在网络层。
ICMP 差错报文：终点不可达（不能交付数据报），超时（TTL 为 0 时），源点抑制（网络拥塞），参数问题（首部校验和错误），重定向（使用另外的路由）。
IPv6¶
首部长度固定为 40 字节，首部扩展位于数据部分。
即插即用，不需要 DHCP。由于地址足够长，可以使用后 64bit 接口 ID 中的 48 bit 用作 MAC 地址，因此也不需要 ARP。
只有源主机能够对 IP 数据报进行分片，中间路由器不再对数据报进行分片，并且不再使用校验和。
支持身份验证和加密，支持 Anycast。
IPv6 地址：128 位，分为网络前缀和主机标识。使用 : 分隔，:: 标识若干个连续的 0000 字段。
| 网络号 | 子网号 | 接口 ID = MAC 地址 + ... |
|---|---|---|
| 48 bit / 3 节 | 16 bit / 1 节 | 64 bit / 4 节 |
私有地址：FE80:... 至 FEBF:...。
广播地址：FF00:... 至 FFFF:...。
路由算法¶
(1) 距离-向量算法：即单源最短路径的 Frod-Bellman 算法。每个节点维护到其他节点的距离向量，通过交换距离向量来更新路由表 -> RIP 算法（没有全局视角的最短路径算法），使用 UDP 的 520 端口，是一个传输层协议。
初始化时，每个节点向相邻节点发送自己的距离向量，然后接收相邻节点的距离向量，更新自己的距离向量，如果发生变化，则向相邻节点发送更新的距离向量，直到收敛。
RIP 算法使用跳数作为距离的度量，最大跳数为 15，超过 15 被认为不可达。
graph LR
A{路由表中有目的网络？} -->|Yes| B{下一跳一致？};
B -->|Yes| C{新的下一跳总距离更近？};
C -->|Yes| D[更新];
C -->|No| E[不更新];
B -->|No| E;
A -->|No| E;不可达信息传送速度慢，因为更新距离时运用到了 \(\min\) 算子。
(2) 链路状态路由算法：即单源最短路径的 Dijkstra 算法。每个节点维护到其他节点的链路状态，通过交换链路状态来更新路由表 -> OSPF 算法（有全局视角的最短路径算法），直接使用 IP 数据包进行发送，是一个网络层协议。
OSPF 算法定时向邻居发送 HELLO 报文，以确定可达性。当链路状态发生变化时，重新计算自己到所有节点的最短路径，然后使用洪泛法向所有节点发送链路状态。
由于 OSPF 算法存在确认报文，因此是一个可靠的协议。
(3) 层次路由算法：分层，AS 内部保持一致，AS 之间无要求。AS 之间使用 BGP 协议，每个 AS 的代理人路由器（BGP 边界路由器）向相邻 AS 的代理人路由器发送路由信息，使用 TCP 的 179 端口，是一个传输层协议。边界路由器使用 iBGP 协议向 AS 内的其他路由器发送相关信息。AS 内的其他路由器如果需要发送到其它 AS 中的路由器，需要先将数据报发送到边界路由器，由边界路由器通过 BGP 协议计算出的路由进行转发。
多播¶
只有当路径发生分叉时，才会复制数据报。仅 UDP 支持多播。
(1) 多播地址：IPv4 中为 224.xxx.xxx.xxx - 239.xxx.xxx.xxx（以 1110 开头）。以太网原生支持多播，因此在 IPv4 地址中，需要将多播地址映射为以太网的多播地址。IPv4 中多播地址使用 28 位标识主机，但以太网的多播地址只有 23 位，因此在转换为 MAC 地址时舍弃高 5 位。
(2) IGMP：Internet 组管理协议。用于主机向路由器报告自己加入或者离开多播组，不会产生 ICMP 差错报文。
移动 IP（漫游）¶
由于存在 C/S，是一个应用层协议。用于实现设备移动时固定 IP 地址以保持高层协议的连接。
每个设备存在一个永久的归属地址，以及对应该地址的归属代理。当设备移动到外地时，由当地的外地代理为其分配一个转交地址，所有的通信通过归属地址-归属代理-外地代理-转交地址建立，通过代理之间建立的隧道进行。
网络层设备¶
路由器，路由器实现了网络层、数据链路层、物理层的功能。隔离广播域，通过网络层连接不同的异构网络。
第五章 传输层¶
传输层功能：提供端到端的，面向连接（TCP）或者无连接（UDP）的服务。
提供差错检测（同时检测首部和报文，TCP，UDP）和流量控制，拥塞控制（TCP）。
特征以及服务访问点是端口号。TCP 和 UDP 各自独占一套 0-65535 的端口号，也就是说，同一个端口号可以既被 TCP 使用，也被 UDP 使用，而不会产生冲突。
UDP¶
(1) UDP 首部：
| 源端口 | 目的端口 | 数据报总长 | 全文校验和 |
|---|---|---|---|
| 2B | 2B | 2B | 2B |
(2) 校验和的计算：添加 12B 的伪首部（源 IP，目的 IP，协议，数据报总长）在最前方，在首部中将校验和填写为全 0 后，以 16 位为粒度，分割，求和，取反。若数据部分为奇数个字节，需要补 0。
(3) UDP 无连接，无确认，无流量控制，无拥塞控制。支持一对一、一对多、多对一、多对多的通信。
目的端口错误：发送 ICMP 端口不可达报文。
校验和错误：直接丢弃或向上层交付并报告错误。
TCP¶
(1) TCP 首部：
| 源端口 | 目的端口 | 序号 | 确认号 | 数据偏移/首部长度 | ... | 校验和 | ... |
|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 2B | 2B | 4B | 4B | 4b | ... | 2B | ... |
TCP 首部长度可变，固定部分 20B，可选部分最长 40B，需要 4B 对齐。
数据偏移/首部长度：以 4B 为单位，表示数据距离数据报第一个字节的偏移量。
校验和：计算与 UDP 一致。
(2) TCP 连接建立（三次握手）
前两次握手（SYN 数据报）不传输数据但需要消耗序列号。第三次握手即可携带数据，如果没有数据，则不需要消耗序列号。
C S
| SYN=1, seq=x |
+--------------------------------------> |
| SYN=1, ACK=1, seq=y, ack=x+1 |
| <--------------------------------------+
| ACK=1, seq=x+1, ack=y+1 |
+--------------------------------------> |
| |
(3) TCP 连接释放（四次挥手）
FIN 数据报在不传输数据时也消耗序列号。
C S
| FIN=1, seq=x |
+--------------------------------------> |
| ACK=1, seq=y, ack=x+1 |
| <--------------------------------------+
| |
| |
| FIN=1, ACK=1, seq=z, ack=x+1 |
| <--------------------------------------+
| ACK=1, seq=x+1, ack=z+1 |
+--------------------------------------> |
| x
| (TIME_WAIT wait 2 MSL)
|
x
在第二次与第三次挥手之间，如果服务器没有数据发送，那么可以合并第二次与第三次挥手。
关于序列号的占用，可以简要理解为 SYN 和 FIN 各自都需要占用序列号。
从用户发起 FIN 开始计算，用户端最短释放连接的时间时 1 RTT + 2 MSL。
从用户发起 FIN 开始计算，服务端最短释放连接的时间时 1.5 RTT。
(4) 确认与重传
TCP 使用累计确认。TCP 报文的重传会发生在确认超时和收到冗余 ACK 两种情况下。
TCP 规定收到失序报文后，立即发送 ACK 报文。在这种规定下，假设报文 1, 2 正常 3 丢包 4, 5, 6 正常，则发送方会接收到来自对方的确认号 2, 3, 3, 3, 3，这时发送方自己就能够通过收到了冗余 ACK 报文的情况发现报文 3 丢包的情况。
(5) 流量控制
使用 TCP 报文首部的窗口字段来进行流量控制。
接收方通过窗口字段来告诉发送方自己的接收窗口大小 rwnd。
为了防止收到 rwnd = 0 的报文后，不再收到来自对方的报文，从而无法更新发送窗口，因此规定：收到零窗口报文后计时，计时器归零后发送零窗口探测报文，请求对方将更新 rwnd 值通知本方。
(6) 拥塞控制
发送方维护拥塞窗口 cwnd 、拥塞窗口阈值 ssthresh 进行拥塞控制。与流量控制的区别是：拥塞控制效果是针对整个网络而言的，流量控制是针对点对点的连接的，就像堵车和车速的关系。
发送方能发送的数据大小为 min(cwnd, rwnd)。
拥塞控制分为 5 个主要部分：
(a) 慢开始：初始时 cwnd = 1，每经过一个传输轮次，cwnd *= 2，直到 cwnd >= ssthresh，然后进入拥塞避免阶段。
(b) 拥塞避免：每经过一个传输轮次，cwnd += 1。
(c) 拥塞判断：未能够及时地收到对应的确认。如果是因为超时判定的拥塞，则设置 ssthresh = 1/2 * cwnd，重置 cwnd = 1。
(d) 快重传：这是一个前置要求。要求使用立即确认而非捎带确认，这样对方能够及时获得 ACK 信息。
(e) 快恢复：在 (d) 的条件下，如果在超时前（一轮内）收到了 3 个冗余 ACK 报文，则也认为发生了拥塞，但此时的网络拥塞又没有严重到 ACK 报文也无法及时到达，因此使用快恢复的策略，设置 ssthresh = 1/2 * cwnd，重置 cwnd = 1/2 * cwnd。接下来直接进入拥塞避免阶段。
与拥塞控制有关的计算，一个样例：
考虑拥塞控制时，不是有多少数据就能发多少数据，而需要同时受限于传输速率、接收窗口大小、拥塞窗口大小。下面的示例假设接收窗口大小总是足够大。并忽略传输时延。
| #1 | #2 | #3 | #4 | #5 | #6 | #7 | |
|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 本传输轮次 cwnd | 1 | 2 | 4 | 8 | 16 | 17 | 18 |
| 累计发送 MSS | 1 | 3 | 7 | 15 | 31 | 48 | 66 |
| 时间流逝 | 1RTT | 2RTT | 3RTT | 4RTT | 5RTT | 6RTT | 7RTT |
| 平均速率 | \(\frac{1}{RTT}\) | \(\frac{3}{2RTT}\) | \(\frac{7}{3RTT}\) | \(\frac{15}{4RTT}\) | \(\frac{31}{5RTT}\) | \(\frac{48}{6RTT}\) | \(\frac{66}{7RTT}\) |
在每一个传输轮次中，每收到一个 ACK，cwnd += 1。例如，当收到 ack = 4 * MSS + 1 的确认报文时，cwnd = 4 + 1 = 5。
第六章 应用层¶
网络应用模型：C/S 模型、P2P 模型。
DNS¶
C/S 模型，53 号端口，UDP。
分为递归查询和迭代查询。递归查询是指域名服务器替代请求者进行接下来的查询；迭代查询是指由请求者自己进行接下来的查询。
DNS 服务器分为本地域名服务器、根域名服务器、顶级域名服务器、授权域名服务器。主机首先通过递归查询的方式委托本地域名服务器查询 DNS 信息，然后本地域名服务器采用递归查询或迭代查询的方式，向根域名服务器（管理顶级域名服务器的 IP），然后是顶级域名服务器（管理顶级域名的 IP）、授权域名服务器（管理某个域名下的更低等级的域名，例如 wikipedia.org 下的 zh.wikipedia.org）进行查询。
FTP¶
C/S 模型，21 号端口（控制连接），20 号端口（数据连接），TCP。
分为主动模式和被动模式，此乃相对服务器 20 号端口而言，服务器 20 号端口主动连接客户端某端口，则为主动模式。
HTTP¶
面向事务，无状态，C/S 模型，80 号端口，TCP。
非持续连接：1 个网页元素对象对应 1 个 TCP 连接。
持续连接、非流水线：收到用户的响应后，才能发送下一个对象。
持续连接、流水线：不需要等待用户的响应，就可以直接发送下一个对象。
有关发送网页元素对象需要的时延的计算，需要考虑 TCP 的拥塞控制。