计算机网络 · 2027 考研计算机 408

第 5 章　传输层

目标院校：四川大学 / 电子科技大学　|　建议用时：概念 4 小时 + 例题练习 4 小时

本章地位：传输层是 408 计算机网络部分分值最重、大题最密集的一章：三次握手 / 四次挥手的序号推演、滑动窗口的吞吐率与信道利用率计算、拥塞窗口增长表推演（慢启动 / 拥塞避免 / 快重传 / 快恢复），都是反复出现的真题原型。复习抓三条线——概念线（端到端、复用分用、端口号、UDP 与 TCP 对比）、连接管理线（握手挥手每一步的 SYN / ACK / FIN 置位与 seq、ack 取值，为什么不是两次握手、TIME_WAIT 等 2MSL 的两个理由）、计算线（发送窗口 \(=\min(\text{rwnd},\text{cwnd})\)，窗口与 RTT 求吞吐率 / 利用率，按事件序列逐轮推 cwnd 表）。所有例题都按「列公式 → 代数值 → 验算」完整走一遍。

考点常考题型热度本章位置
端到端通信、复用与分用、端口号分类与常用端口选择★★★★5.1
UDP 特点、首部与伪首部校验选择★★★★5.2
TCP 首部字段（序号 / 确认号 / 六个控制位 / 窗口）选择★★★★★5.3.1 / 5.3.2
三次握手、四次挥手、TIME_WAIT 2MSL选择 / 综合★★★★★5.3.3 / 5.3.4
累计确认、超时重传与快重传、SACK选择★★★★5.4.1
滑动窗口、发送窗口 = min(rwnd, cwnd)、吞吐率与利用率计算计算 / 大题★★★★★5.4.2
流量控制：零窗口、坚持定时器选择 / 计算★★★5.5
拥塞控制四算法与 cwnd 增长表推演大题 / 选择★★★★★5.6

5.1　传输层的功能与端口

5.1.1 端到端通信：从「主机到主机」到「进程到进程」

两层逻辑通信的分工网络层（IP 层）把分组从源主机送到目的主机，是主机到主机的逻辑通信；传输层则把报文段最终交给目的主机上的某个应用进程，是进程到进程（端到端）的逻辑通信。两台主机间通信的实质是「两台主机上的应用进程在通信」，路由器只工作在下三层，看不到传输层——这是判断「谁参与端到端通信」的关键。
传输层的功能① 提供应用进程间的逻辑通信（端到端，屏蔽下面网络的细节）；② 复用与分用（见 5.1.2）；③ 对收到的报文段进行差错检测（校验和，UDP / TCP 都有，而 IP 数据报只校验首部）；④ 提供两种协议供选择：TCP（面向连接、可靠）与 UDP（无连接、不可靠）；⑤ TCP 还额外提供连接管理、可靠传输、流量控制、拥塞控制。
易错① 「网络层已经提供端到端通信，传输层多余」——错：网络层只到主机，到进程的「最后一公里」靠端口号完成分用；
② 复用与分用是传输层独有的功能表述，数据链路层、网络层不讲这对概念；
③ 传输层差错检测针对整个报文段（首部＋数据），IP 首部校验和只查首部——细节常做辨析选项。

5.1.2 复用与分用

复用与分用复用（multiplexing）：发送方不同的应用进程都可以使用同一个传输层协议传送数据（当然要加上适当的首部，如端口号）；分用（demultiplexing）：接收方传输层剥去报文段首部后，能根据目的端口号把数据正确交付到相应的应用进程。
一句话：发送方多进程「共用」传输层发送叫复用，接收方传输层按端口「分发」数据叫分用。
一句话记忆分用的依据是端口号（目的端口）；就像小区门卫（网络层）把快递送到楼（主机），传输层再按门牌号（端口号）送到户（进程）。

5.1.3 端口号分类与常用端口 · 套接字

端口号端口号是传输层的地址，用 16 bit 表示（0～65535），是逻辑端口 / 协议端口，不是物理接口。按 IANA 规定分三类：
  1. 熟知端口（well-known，0～1023）：分配给 TCP/IP 最重要的一些应用程序，固定使用；
  2. 登记端口 / 注册端口（1024～49151）：供没有熟知端口的应用程序登记使用，如 MySQL 3306；
  3. 短暂端口 / 动态端口（49152～65535）：仅在客户进程运行时临时分配，通信结束即收回，是「客户的端口」。
应用端口号应用端口号
FTP 数据连接 / 控制20 / 21DNS53
SSH22TFTP69
Telnet23HTTP80
SMTP25POP3110
SNMP161HTTPS443
口诀「FTP 二十二十一，SSH 二十二，Telnet 二十三，SMTP 二十五，DNS 五十三，TFTP 六十九，HTTP 八十，POP3 一百一，SNMP 一百六十一，HTTPS 四百四十三」。选择题每年都从中抽一个，务必背熟。注意 FTP 控制连接 21、数据连接 20，别记反。
套接字套接字（Socket）\(=\)（IP 地址 : 端口号），唯一标识网络中的一个通信端点，如 192.168.1.10:80。一条 TCP 连接由四元组（源 IP、源端口、目的 IP、目的端口）唯一确定；同理，全网的 UDP 通信端点也由二元组（IP, 端口）标识。
例 1 真题风格　端口与套接字辨析

(1) 下列端口号中，属于「短暂端口」范围的是（　）
A. 80　B. 1024　C. 40000　D. 65535
(2) 主机甲（IP 为 X）上的浏览器访问服务器乙（IP 为 Y）的 80 端口，甲的临时端口为 51000。该 TCP 连接的套接字对是什么？同一台服务器能否同时服务成千上万个这样的连接？

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(1) C。短暂端口范围是 49152～65535，40000 属于登记端口（1024～49151），80 属于熟知端口。注意边界：1024 是登记端口的第一号，65535 是短暂端口的最后一号。

(2) 套接字对为 (X:51000, Y:80)（源 IP、源端口、目的 IP、目的端口）。能——每个客户端连接的目的端口虽都是 80，但源 IP 或源端口不同，四元组就不同，服务器为每个四元组维持一条独立的连接，这正是服务器端能并发服务万千客户端的原理。

5.2　UDP 协议

5.2.1 UDP 的特点与首部格式

UDP 特点UDP（User Datagram Protocol）只在 IP 数据报服务上增加了端口复用分用和差错检测两个功能，特点是：
  1. 无连接：发送前无需建立连接，发送结束后也不释放，开销小、时延低；
  2. 尽最大努力交付：不保证可靠交付，主机不维持复杂的连接状态表；
  3. 面向报文：应用层交多长的报文，UDP 就照样发送多长的报文段，一次交付一个完整报文，既不合并也不拆分（对比：IP 层可能因 MTU 分片）；报文太长时 IP 层分片效率低，太短时首部相对开销大——应用程序要自己选好报文大小；
  4. 无拥塞控制：网络拥塞也不会降低发送速率，适合实时应用（IP 电话、视频会议）容忍丢包但不接受时延抖动；
  5. 支持一对一、一对多、多对一、多对多的交互通信（TCP 只能一对一）；
  6. 首部开销小，只有 8 B（TCP 首部最少 20 B）。
发送 UDP 数据报时临时加上「伪首部」参与校验和计算（不传输、不下发） 源 IP 地址（4 B） 目的 IP 地址（4 B） 全 0（1 B）未用字段 协议 17（1 B）UDP 的协议号 UDP 长度（2 B） 伪首部 源端口2 B 目的端口2 B 长度（首部＋数据）2 B，最小值为 8 校验和2 B 首部 8 B 应用数据（报文整体交付，不拆分不合并） · 校验和覆盖「伪首部 ＋ UDP 首部 ＋ UDP 数据」，按 16 bit 字做二进制反码求和再取反； · 数据部分字节数为奇数时先补一个全 0 字节凑偶再算（填充不传输）；伪首部仅供计算，不向下传也不向上交。
图 5-1　UDP 用户数据报的首部（8 B）与伪首部（12 B）：伪首部只在计算校验和时临时出现，目的是让校验同时检查「送没送到正确的主机（IP）与正确的协议（17）」

5.2.2 伪首部与校验和计算

校验要点① UDP 校验和是可选的（全 0 表示不校验；若计算结果恰为全 0，则存储全 1，因为全 0 有专用含义）；
② 计算范围 = 伪首部（12 B）＋ UDP 用户数据报（首部 8 B ＋ 数据）；伪首部包含源 IP、目的 IP、全 0、协议号 17、UDP 长度；
③ 接收方把伪首部再加上重算一遍，结果为全 1（取反后全 0）才收下，否则悄悄丢弃（UDP 差错处理就这一招：丢弃，或丢弃并告诉应用层，没有重传）。
例 2 真题风格　UDP 长度与封装计算

某应用层进程把一个 \(1000\,\text{B}\) 的报文交付给 UDP 发送（IP 首部 20 B，忽略以太网封装）。求：(1) UDP 用户数据报的总长度与其首部中「长度」字段的值；(2) 校验和计算覆盖的字节数；(3) 若报文改为 \(1001\,\text{B}\)，校验和计算与(2)有何不同？

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(1) UDP 数据报 = 首部 8 B ＋ 数据 1000 B \(=1008\) B；「长度」字段填 1008（指 UDP 首部＋数据的总长，不是数据长度，也不是 IP 数据报长度）。

(2) 覆盖 = 伪首部 12 ＋ UDP 数据报 1008 \(=1020\) B。

(3) 1001 B 为奇数，计算校验和时要在数据末尾补一个全 0 字节凑成偶数字节，覆盖 \(12+8+1001+1=1022\) B；但「长度」字段和实际传输长度仍按 1001 B 计，填充字节不传输。

套路总结：长度字段 = 8＋数据；校验覆盖 = 12＋8＋数据（奇数补 0 只影响计算）。

UDP 适用场景适合一次性传送少量数据（如 DNS 查询：一问一答，建连接得不偿失）、实时性要求高、容忍丢包的场景（流媒体、IP 电话、视频会议）、以及广播 / 组播场景。典型 UDP 应用：DNS、RIP、DHCP（BootP）、SNMP、TFTP、实时音视频。一句话：快、省、敢丢就用 UDP。
练习 1

判断正误：(1) UDP 提供复用分用与差错检测功能；(2) UDP 校验和出错时由接收端请求重传；(3) UDP 适合传送电话会议的音视频数据；(4) 应用层交给 UDP 一个 10000 B 的长报文，UDP 会把它拆成多个报文段提高效率。

查看答案

(1) 对。(2) 错，UDP 无重传机制，校验错就丢弃（可选地上报应用层）。(3) 对，实时应用宁可丢包也不要重传带来的时延。(4) 错，UDP 面向报文，原样发送整个报文，不拆分（拆分是应用层或 IP 分片的事）。

5.3　TCP 报文段与连接管理 高频大题

5.3.1 TCP 的特点与报文段首部

TCP 特点TCP（Transmission Control Protocol）是面向连接的传输层协议：
  1. 面向连接：必须先三次握手建立连接，传输数据，最后挥手释放；
  2. 每条 TCP 连接只能点对点（一对一），不支持一对多、多播、广播；
  3. 可靠交付：无差错、不丢失、不重复、按序到达（手段见 5.4）；
  4. 全双工：两端都设有发送缓存和接收缓存，双向可同时传输；
  5. 面向字节流：TCP 把应用层交下来的数据看成一连串无结构的字节流，自行划分报文段（受 MSS、窗口控制），应用进程写入的字节与对方读出的字节完全一样但边界不保证一致。
源端口（16 bit）2 B 目的端口（16 bit）2 B 序号 seq（32 bit）本报文段数据部分第一个字节的序号——面向字节流的核心 确认号 ack（32 bit）期望收到对方下一个报文段数据的第一个字节的序号（累计确认） 数据偏移（4 bit）首部长度，单位 4 B 保留（6 bit）置 0 URG ACK PSH RST SYN FIN六个控制位，各 1 bit 窗口（16 bit）接收窗口 rwnd，通知对方 校验和（16 bit）同 UDP，要加伪首部（协议号 6） 紧急指针（16 bit）URG=1 时有效，指出紧急数据末尾 选项（长度可变，0～40 B）＋ 填充MSS、窗口扩大、时间戳、SACK 等；须补齐为 4 B 的整数倍 固定首部 20 B ＋ 选项最长 40 B ⇒ 首部共 20～60 B；「数据偏移」字段最大 15，15×4 B = 60 B。 六控制位速记：URG 紧急、ACK 确认（连接建立后所有报文段都置 1）、PSH 推送、RST 复位、SYN 同步 / 建连、FIN 终止 / 释放。
图 5-2　TCP 报文段首部（固定 20 B，加选项最多 60 B）：考得最狠的四个字段是序号、确认号、六个控制位、窗口——三次握手与四次挥手全靠它们
易错① 窗口字段是自己的接收窗口（用来通知对方「你可以发多少」），不是自己的发送窗口，更不是拥塞窗口；
② 数据偏移的单位是 4 B，不是 1 B，也不是 8 B；
③ URG 与紧急指针配合让紧急数据「插队」发送，但紧急数据仍在报文段中，不会单独成段；PSH 是让接收方尽快上交应用进程；
④ TCP 校验和同样要加伪首部（协议号为 6），UDP / TCP 都检查「整个报文段＋伪首部」。

5.3.2 序号与确认号：面向字节流

序号机制TCP 给数据流中每一个字节都编一个序号：序号字段 seq = 本报文段所发送数据的第一个字节的序号；确认号字段 ack = 期望收到对方下一个报文段数据的第一个字节的序号，含义是「ack 之前的字节全部正确收到」（累计确认）。
  • 设上一段末字节序号为 \(n\)，则下一段 seq \(=n+1\)，对方确认 ack \(=n+1\)；
  • SYN 和 FIN 各消耗一个序号（即使不携带数据），纯 ACK 报文段不消耗序号；携带数据的 SYN 段消耗「1＋数据字节数」；
  • MSS（最大报文段长度）指报文段中数据部分的最大长度，不含首部；以太网典型 MSS = 1460 B（MTU 1500 − IP 头 20 − TCP 头 20）。
例 3 高频考点　序号与确认号推演

主机甲向主机乙发送 TCP 报文段：第一个报文段携带 100 B 数据，seq = 101；第二个报文段携带 200 B 数据。乙正确收到这两个报文段后发回确认，确认号是多少？若第二个报文段丢失、第一个正确到达，乙的确认号又是多少？

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第一段数据字节序号 101～200，第二段 seq = 201，字节 201～400。

两段都收到：乙期望下一个字节是 401，ack = 401（累计确认：401 之前的都收到了）。

第二段丢失：乙只收到 101～200，仍只能确认 ack = 201——虽然后面的没到，但累计确认只能确认连续收到的部分。

套路总结：ack = 已连续收到的最后字节序号 + 1 = 下一段的 seq。

5.3.3 三次握手建立连接

客户 A 服务器 B ① SYN=1, seq=x　（不携带数据，消耗序号 x） SYN-SENT ② SYN=1, ACK=1, seq=y, ack=x+1 SYN-RCVD （SYN 消耗 y， 期望收 x+1） ③ ACK=1, seq=x+1, ack=y+1（可携带数据） ESTABLISHED ESTABLISHED CLOSED→主动打开 LISTEN（被动打开） 第①②步的 SYN 各消耗一个序号：A 的数据从 x+1 起，B 的数据从 y+1 起
图 5-3　三次握手：① 客户 SYN=1, seq=x；② 服务器 SYN=1, ACK=1, seq=y, ack=x+1；③ 客户 ACK=1, seq=x+1, ack=y+1，此后双方 ESTABLISHED，③ 可捎带数据而②不能捎带客户方向的数据
为什么不能是两次握手？核心答案：防止「已失效的连接请求报文段」突然又传送到 B，产生错误连接、浪费资源。设 A 的某连接请求因网络滞留迟到，A 已超时放弃；若只需两次握手，该失效请求到达 B 并被确认后，B 就单方面认为连接建立，一直等待 A 的数据，白占资源；而三次握手下，B 收不到 A 的第三次确认（A 不会理会 B 的确认），就知道连接未建成。同时三次握手也双方都确认了「对方的收发能力正常」并同步了起始序号 x、y。
一句记牢SYN=1 的报文段不能携带数据，但要消耗一个序号；第三次握手报文段可以携带数据，若不携带数据则不消耗序号（seq=x+1 只是「准备好了」的下一个发送序号）。另外两次握手也不能「同步双方起始序号」——B 无法确认 B→A 方向可靠。

5.3.4 四次挥手释放连接 · TIME_WAIT

客户 A 服务器 B ① FIN=1, seq=u　（数据已发完，消耗序号 u） FIN-WAIT-1 ② ACK=1, ack=u+1　（B 还有数据要发，先不 FIN） CLOSE-WAIT FIN-WAIT-2（半关闭） ③ FIN=1, ACK=1, seq=w, ack=u+1　（数据发完） LAST-ACK ④ ACK=1, ack=w+1　（A 发出后进入 TIME-WAIT） TIME-WAIT 等 2MSL 后 CLOSED 收到 ④ 即 CLOSED TIME-WAIT = 2MSL，然后才真正关闭MSL：最长报文段寿命（典型 30 s～2 min）
图 5-4　四次挥手：① A FIN=1, seq=u；② B ACK=1, ack=u+1（B 进入 CLOSE-WAIT，A 半关闭）；③ B 数据发完后 FIN=1, ACK=1, seq=w, ack=u+1；④ A ACK=1, ack=w+1，等 2MSL 后关闭
TIME_WAIT = 2MSL 的两个理由① 保证最后一个 ACK 能到达 B：若 ④ 丢失，B 超时重传 FIN，A 还在 TIME_WAIT 就能重发确认；若 A 直接关闭，B 将收不到确认无法正常关闭；
② 让本连接持续时间内产生的所有报文段都从网络中消失，使下一个新连接不会收到旧连接的迟到报文段。
另外：FIN 比 SYN 多一次挥手，是因为 TCP 全双工——B 收到 FIN 后可能还有数据没发完，得先 ACK、等数据发完再发自己的 FIN，ACK 与 FIN 分开发就成了四次。
两个一句话考点同时打开：双方同时发 SYN（各自主动打开），每个方向都要「SYN→SYN+ACK」两步，状态经 SYN-SENT 直接进 SYN-RCVD，最终仍建立一条连接，说明「三次握手」的本质是「每个方向 SYN + ACK 各一次」。半关闭：A 发 FIN 并收到确认后进入 FIN-WAIT-2，A 不再发数据但仍能收 B 的数据——TCP 半关闭（half-close）。
例 4 真题风格　握手全程序号推演

主机甲（客户）与主机乙（服务器）建立 TCP 连接，甲选择的初始序号 \(x=1000\)，乙选择的初始序号 \(y=5000\)。(1) 写出三次握手中每个报文段的 SYN / ACK 置位与 seq、ack 值；(2) 第三次握手中甲捎带了 200 B 数据，该数据字节的序号范围？随后甲又发送 300 B 数据，该段的 seq 是多少？(3) 若乙随后发送第一段 500 B 数据，其 seq 是多少？

查看解答

(1) ① 甲→乙：SYN=1, seq=1000；② 乙→甲：SYN=1, ACK=1, seq=5000, ack=1001；③ 甲→乙：ACK=1, seq=1001, ack=5001。

(2) SYN 消耗序号 1000，所以数据从 1001 开始：第一段数据序号 1001～1200；第三段 seq = 1201（下一字节序号 = 1200+1）。

(3) 乙的 SYN 消耗序号 5000，乙发送数据从 5001 开始，该段 seq = 5001。

验算：甲③的 ack=5001 = 乙的数据起始序号 ✓；乙对甲捎带数据的确认应为 ack=1201 ✓，与(2)第二段 seq 一致。

练习 2

(1) 三次握手中，「主机的收发能力都正常」是在第几步之后双方才都确认的？(2) 四次挥手中 B 的 CLOSE-WAIT 状态意味着什么？(3) 判断：连接建立后传送的每个 TCP 报文段 ACK 都置 1；TIME_WAIT 只出现在主动关闭方。

查看答案

(1) 第三次握手完成后：①后 B 知道 A 能发；②后 A 知道 B 能收能发；③后 B 才知道 A 能收。

(2) B 已收到 A 的 FIN 并发出确认，但自己还有数据要继续发送，等数据发完再发 FIN——这是需要四次（而非三次）挥手的根源。

(3) 对；对——TIME_WAIT（2MSL）只在主动关闭（先发 FIN）的一端出现。

5.4　TCP 可靠传输

5.4.1 可靠传输的手段与重传机制

五个手段TCP 在不可靠的 IP 服务之上实现可靠传输，靠五件事：校验（与 UDP 类似，加伪首部查整个报文段）、序号（给字节编号，解决失序与重复）、确认（累计确认）、重传（超时重传＋快重传）、纠错即丢弃错段等待重传。核心机制是自动重传请求 ARQ：发送后启动定时器，收不到确认就重传。
累计确认与捎带确认累计确认：确认号表示「到此为止的字节全部正确收到」，一个确认可以「顺带确认」前面所有已到报文段；优点是确认开销小、即使某个确认丢失也可能不打紧（后续确认覆盖），缺点是无法告知发送方「后面哪些已到」——这由 SACK（选择性确认）选项弥补：在选项字段中标注已收到的不连续字节块边界，让发送方只重传真正缺的部分。
捎带确认：接收方不单独发确认，而是搭在自己反方向发送的数据报文段的 ack 字段里捎回去（TCP 全双工，双向都有数据时几乎总是捎带），确认本身不消耗序号。
超时重传与快重传超时重传：每发送一个报文段就启动一个重传定时器，超过重传超时时间 RTO 未收到确认即重传。RTO 必须自适应网络往返时延：RTO 应略大于加权平均往返时间 RTTs（平滑往返时间）， \[ \text{RTT}s=\text{RTT}s_{\text{旧}}\times(1-\alpha)+\text{新RTT样本}\times\alpha,\qquad \text{RTO}=\text{RTT}s+4\times\text{RTT}_d \] 其中 RTTd 是 RTT 偏差的加权平均，\(0\le\alpha<1\)（标准推荐 \(\alpha=1/8\)）。
快重传：接收方收到失序报文段就重复发送对最后一个连续字节的确认；发送方一连收到 3 个重复（冗余）的 ACK，不等超时立即重传缺的报文段——比等 RTO 快得多，是轻度拥塞的信号（用途见 5.6 快恢复）。

5.4.2 滑动窗口与发送窗口（核心公式）

字节流按序号排列（每格代表一个报文段），发送窗口随确认向前滑动 已发送已收到确认 已发送未收到确认 允许发送尚未发送 窗口外：暂不允许发送收到新确认后才能进入窗口 发送窗口 = min（接收方通告的 rwnd，发送方的 cwnd） 后沿：收到确认向前移 前沿：窗口增大才右移 发送方规则：只要「已发送未确认 ＋ 新可发送」不超窗口就可连续发送，无需停等每段确认——这正是提高利用率的关键（rwnd 由接收方流量控制决定，见 5.5；cwnd 由发送方拥塞控制决定，见 5.6）
图 5-5　TCP 滑动窗口：发送窗口内的数据可连续发送；收到新的累计确认后沿右移，窗口扩大时前沿右移
例 5 高频大题　窗口 · RTT 求吞吐率与信道利用率

主机甲通过一条 TCP 连接向主机乙发送数据：发送速率（链路带宽）\(R=8\,\text{Mb/s}\)，MSS \(=1000\,\text{B}\)，发送窗口固定为 \(5000\,\text{B}\)（5 个报文段），往返时延 RTT \(=24\,\text{ms}\)，忽略确认帧发送时延与处理时延，不发生差错。(1) 连续发送一个窗口的数据需多久？(2) 第一段报文的确认何时到达？(3) 此后的稳态周期多长、吞吐率多少？(4) 信道利用率是多少？(5) 要让利用率达到 100%，窗口至少多大？

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(1) 单段发送时延：

\[ T_L=\frac{1000\times8}{8\times10^{6}}=10^{-3}\,\text{s}=1\,\text{ms} \]

一个窗口 5 段连续发送完需 \(5\times1=5\) ms。

(2) 从 t=0 发第一段：第一段最后一位于 1 ms 时发出，经 RTT=24 ms 后确认返回，即 \(1+24=25\) ms 时刻到达。

(3) 稳态周期：发 5 ms → 等到 25 ms 窗口前移 → 再发 5 ms…周期 \(=1+24=25\) ms，每周期运走 \(5\times1000\,\text{B}=40\,000\) bit：

\[ \text{吞吐率}=\frac{40000}{25\times10^{-3}}=1.6\times10^{6}\ \text{bps}=1.6\ \text{Mb/s} \]

(4) 利用率 = 有数据可发的时间占比：

\[ U=\frac{5}{25}=20\% \]

(5) 连续发送要求「发完窗口用时 ≥ 确认到达时间」，即 \(W\times1\ge 25\)，\(W\ge25\) 段，窗口至少 \(25\times1000=25\,000\,\text{B}\)（此时吞吐率打满 8 Mb/s）。

套路总结：单段发送时延 \(T_L=\text{MSS}\times8/R\)；周期 \(=T_L+\text{RTT}\)；吞吐率 \(=\) 窗口字节数 \(\div\) 周期；利用率 \(U=\) 发送窗口段数 \(\times T_L\div(T_L+\text{RTT})\)，上限 100%。

练习 3

接例 5 的连接：若甲的拥塞窗口 cwnd \(=3000\,\text{B}\)，乙通告的接收窗口 rwnd \(=4000\,\text{B}\)，甲的发送窗口是多少？此时再求一遍吞吐率。

查看答案

发送窗口 \(=\min(4000,3000)=3000\,\text{B}=3\) 段；周期仍为 25 ms，每周期发 3 段：

\[ \text{吞吐率}=\frac{3\times8000}{25\times10^{-3}}=0.96\ \text{Mb/s},\qquad U=\frac{3}{25}=12\% \]

可见瓶颈从「窗口太小填不满管道」变成了「拥塞窗口更小」，永远取两者较小值。

5.5　TCP 流量控制

流量控制流量控制是点对点（端到端）的：抑制发送方速率，使不超过接收方的接收处理能力（接收缓存）。手段就是接收窗口 rwnd：接收方把「当前还能接收的字节数」写进 TCP 首部的窗口字段通告对方；发送方发送窗口 \(=\min(\text{rwnd},\text{cwnd})\)，永不发超过 rwnd 的在途未确认数据。
零窗口与坚持定时器接收缓存被占满时通告 rwnd = 0，发送方停止发送。之后接收方腾出缓存后发出的「窗口增大」通知若丢失，双方就会互相死等：B 等 A 发数据、A 等 B 的非零窗口通知——死锁。TCP 的解法：A 收到零窗口通知即启动坚持定时器，定时器到点就发送零窗口探测报文段（仅 1 B 数据），B 的响应中携带最新窗口值；探测有丢失也能靠下一次探测弥补，死锁解除（探测报文即使遇 rwnd=0 也会被接收缓存接收并确认，不会被丢弃）。
例 6 真题风格　通告窗口序列推演

主机甲向主机乙发送数据，乙的接收缓存为 4000 B，甲的拥塞窗口恒为 6000 B（不构成瓶颈）。乙按缓存占用情况依次通告接收窗口：收到 2000 B 数据后通告 rwnd₁；甲再发 2000 B 后（应用进程尚未读取）通告 rwnd₂；随后乙的应用进程取走 2000 B 再通告 rwnd₃；全部取走后通告 rwnd₄。求 rwnd₁～rwnd₄ 及甲对应的发送窗口，并说明 rwnd₂ 之后甲的动作。

查看解答

发送窗口恒取 \(\min(6000,\text{rwnd})\)，逐项代入：

时刻事件乙缓存占用通告 rwnd甲发送窗口
0初始，缓存空0 B4000 Bmin(6000, 4000) = 4000 B
1乙收到 2000 B2000 Brwnd₁ = 2000 B2000 B
2又收到 2000 B4000 Brwnd₂ = 00，停止发送，启动坚持定时器
3应用取走 2000 B2000 Brwnd₃ = 2000 B2000 B，恢复发送
4应用再取走 2000 B0 Brwnd₄ = 4000 B4000 B

验算：每行 rwnd = 4000 − 占用，占用 = 已收 − 已取，逐行核对无误 ✓。rwnd₂ = 0 后若 rwnd₃ 的通告丢失，甲的坚持定时器到点即发 1 B 探测报文，避免死锁。

套路总结：rwnd = 接收缓存总量 − （已收到未读取的占用）；发送窗口 = min(rwnd, cwnd)，rwnd=0 停发＋探测。

易错：流量控制 vs 拥塞控制流量控制怕接收方撑死（点对点，依据 rwnd）；拥塞控制怕网络堵死（全局性，依据 cwnd，由发送方自行推断）。两者都通过限制发送窗口起作用，且发送窗口取二者较小值——「接收方和网络至少一个受不了就慢下来」。另一个常考细节：rwnd=0 时接收方仍须接收并确认「零窗口探测报文段」与「重传报文段」。

5.6　TCP 拥塞控制 高频大题

5.6.1 四个算法：慢启动 / 拥塞避免 / 快重传 / 快恢复

拥塞与拥塞控制拥塞（congestion）：对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的部分，网络性能急剧恶化的现象（吞吐量随负载增大反而下降，甚至趋零）。拥塞控制是全局性的：涉及所有主机、路由器，目的是防止过多的数据注入网络。TCP 拥塞控制采用闭环控制思路——发送方维护拥塞窗口 cwnd，根据「网络反馈」（超时 / 冗余 ACK）动态调整，并始终满足： \[ \text{发送窗口}=\min(\text{接收窗口 rwnd},\ \text{拥塞窗口 cwnd}) \] 判断拥塞的两种信号：重传定时器超时（重度拥塞，连 ACK 都回不来了）与收到 3 个冗余 ACK（轻度拥塞，网络还能传一些数据）——两种信号的处理完全不同，是大题的关键分岔。
四个算法（408 标准口径）以传输轮次为单位（一轮 = 一个 RTT，拥塞窗口单位为报文段个数（每段一个 MSS））：
  1. 慢启动（slow start）：cwnd 从 1 个 MSS 开始，每收到一个新确认 cwnd 加 1 个 MSS，每轮翻倍（1→2→4→8…，指数增长）；「慢」指起点低而非增长慢。
  2. 拥塞避免（congestion avoidance）：当 cwnd 达到慢启动门限 ssthresh 后转入，每轮 cwnd 只加 1 个 MSS（线性增长，加法增大）。
  3. 超时（重传定时器溢出）→ 乘法减小 + 从头再来：置 \( \text{ssthresh}=\max(\text{当前 cwnd}\times\tfrac{1}{2},\ 2)\)（减半，但不能小于 2 个 MSS），然后 cwnd 重置为 1，重新慢启动。
  4. 快重传 + 快恢复：收到 3 个冗余 ACK 时立即快重传丢失段；同时 \(\text{ssthresh}=\text{当前 cwnd}\times\frac{1}{2}\)，但不回到 1，而是直接置 cwnd = 新 ssthresh，就地进入拥塞避免（快恢复）。
传输轮次（每 RTT 一轮）→ 拥塞窗口 cwnd（MSS）→ 0 4 8 12 16 ssthresh = 8 6 慢启动（每轮×2） 拥塞避免（每轮 +1） 超时！ ssthresh=8, cwnd=1 3 个冗余 ACK！ ssthresh=6, cwnd=6（快恢复） 再次慢启动
图 5-6　TCP 拥塞控制典型曲线（对应例 7）：慢启动指数增长到 ssthresh=8 后线性加法增大；cwnd=16 时超时 → 门限减半为 8、cwnd 归 1 重新慢启动；再次线性增长到 12 时收到 3 个冗余 ACK → 门限减半为 6、cwnd 直接设为 6 继续拥塞避免
超时 vs 3 个冗余 ACK（必考对比）两者都把 ssthresh 减半（乘法减小），差别在 cwnd 的处置：超时说明网络可能已经瘫了，反应最重——cwnd=1，重新慢启动；3 个冗余 ACK说明网络仍在传数据（ACK 都回得来），只是轻度拥塞——cwnd=新 ssthresh，直接拥塞避免（快恢复）。另外注意：每次超时 / 3ACK 后的新 ssthresh 都要重新计算（用当时的 cwnd），大题就在这里设数。

5.6.2 拥塞窗口推演例题（大题题型）

推演三步法① 每轮开始按当前 cwnd 发送，事件都发生在「该轮发送结束后」；② 慢启动每轮翻倍，一旦 cwnd 达到 ssthresh 就改拥塞避免（每轮 +1）；③ 遇事件先算新 ssthresh = 当前 cwnd ÷ 2（不足 2 取 2），再问自己：超时还是 3 个冗余 ACK？超时 cwnd=1 回慢启动；3ACK 则 cwnd=新 ssthresh 直接拥塞避免。
例 7 高频大题　超时 + 3 冗余 ACK 混合推演

TCP 连接建立后，发送方 cwnd = 1 MSS，ssthresh = 8 MSS。传输过程中：第 12 轮发送结束时（cwnd=16）重传定时器超时；恢复后第 20 轮发送结束时（cwnd=12）连续收到 3 个冗余 ACK。(1) 推演第 1～21 轮的 cwnd 变化表（每轮发送的 MSS 数与轮末 cwnd）；(2) 前 20 轮共发送多少个报文段？(3) 第 21 轮结束时的 cwnd？

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(1) 事件一（超时，cwnd=16）：新 ssthresh \(=16\div2=8\)，cwnd 归 1 回慢启动；事件二（3 个冗余 ACK，cwnd=12）：新 ssthresh \(=12\div2=6\)，cwnd=6 直接拥塞避免。

轮次本轮发送（MSS）轮末 cwnd阶段 / 事件
1～31、2、42、4、8慢启动翻倍；第 3 轮末达 8 = ssthresh
4～118、9、10、11、12、13、14、159、10、11、12、13、14、15、16拥塞避免（每轮 +1）
12161超时：ssthresh=8，cwnd=1
13～161、2、4、82、4、8、9慢启动翻倍；第 16 轮初已到 8，改线性
17～209、10、11、1210、11、12、6拥塞避免；第 20 轮末 3 冗余 ACK：ssthresh=6，cwnd=6
2167快恢复后就地拥塞避免（+1）

(2) 各轮发送量求和：

\[ (1+2+4)+(8+9+\cdots+16)+(1+2+4+8)+(9+10+11+12) \]

\[ =7+108+15+42=172\ \text{个报文段} \]

验算：轮 4～12 共 9 项等差，\((8+16)\times9\div2=108\) ✓；三次分段和 7+15+42=64，64+108=172 ✓。

(3) 第 21 轮按 cwnd=6 发送、线性增长，轮末 cwnd = 7（ssthresh 保持 6）。

套路总结：表格分四段（慢启动段 / 线性段 / 事件行 / 新一轮慢启动段），每段单独求和再相加，绝不能一个数一个数硬加到昏。

例 8 真题风格　先 3ACK 后超时（顺序颠倒）

仍设 cwnd = 1 MSS、ssthresh = 8 MSS 起步。这次：第 6 轮发送结束时（cwnd=10）先收到 3 个冗余 ACK；恢复后第 9 轮发送结束时（cwnd=8）发生超时。(1) 推演第 1～13 轮 cwnd 变化表；(2) 前 13 轮共发送多少个报文段？

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(1) 事件一（3ACK，cwnd=10）：ssthresh \(=10\div2=5\)，cwnd=5，直接拥塞避免；事件二（超时，cwnd=8）：ssthresh \(=8\div2=4\)，cwnd=1，重新慢启动。

轮次本轮发送（MSS）轮末 cwnd阶段 / 事件
1～31、2、42、4、8慢启动；第 3 轮末达 8
4～68、9、109、10、5拥塞避免；第 6 轮末 3 冗余 ACK：ssthresh=5，cwnd=5
7～95、6、76、7、1快恢复后拥塞避免；第 9 轮末超时：ssthresh=4，cwnd=1
10～121、2、42、4、5慢启动；第 12 轮初 cwnd=4 达 ssthresh，轮末只 +1
1356拥塞避免（+1）

(2) 分段求和：

\[ (1+2+4+8)+(9+10)+(5+6+7)+(1+2+4+5)=15+19+18+12=64\ \text{个报文段} \]

验算：15+19=34，34+18=52，52+12=64 ✓。

易错：第 12 轮开始时 cwnd 已等于 ssthresh=4，本轮发送 4 个后是「到达门限后的第一轮」，按拥塞避免只加 1 得 5——不要错翻倍成 8。

口径与歧义说明① 408 按教材口径：门限减半即 \(\text{ssthresh}=\text{cwnd}/2\)（乘法减小因子 1/2），不足 2 个 MSS 时取 2；奇数减半出现 .5 时真题通常给偶数，若真遇到按题干四舍五入口径处理；
② 慢启动翻倍若会「越过」新 ssthresh（如 4 翻到 8 越过 5），通用处理是增长到 ssthresh 即止、转入拥塞避免，命题一般回避这种设计（门限设成 4、8、16 等恰好可达的值）；
③ 快恢复后 cwnd=新 ssthresh，不是旧 ssthresh，更不是 cwnd/2 再 +1。

5.7　章末自测 真题风格

限时 50 分钟，先做后看答案。难度：★★ 基础 / ★★★ 强化 / ★★★★ 冲刺。自检标准：12 题对 10 题以上；自测 11、12 两道大题必须全对——三次握手序号推演与拥塞窗口增长表是本章在真题里的大题原型，错一道回看 5.3.3 与 5.6.2。

自测 1（选择 · ★★）

关于网络层与传输层提供的逻辑通信，正确的是（　）
A. 网络层提供进程到进程的通信　B. 传输层提供主机到主机的通信
C. 传输层提供应用进程之间的端到端通信　D. 路由器参与传输层的端到端通信

查看答案

C。网络层是主机到主机，传输层是进程到进程（端到端）；路由器只实现下三层，不参与传输层通信。

自测 2（选择 · ★★★）

下列协议与其默认（熟知）端口号的对应关系中，错误的是（　）
A. FTP 控制连接——21　B. SMTP——25　C. DNS——53　D. Telnet——25

查看答案

D。Telnet 是 23，25 是 SMTP。顺带复习：FTP 数据 20 / 控制 21、SSH 22、TFTP 69、HTTP 80、POP3 110、SNMP 161、HTTPS 443。

自测 3（选择 · ★★★ 易错）

下列关于 UDP 的叙述中，错误的是（　）
A. UDP 面向报文，对应用层交下的报文既不合并也不拆分
B. UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多通信
C. UDP 首部共 8 B，校验和字段可置 0 表示不校验
D. UDP 校验出错时接收方向发送方请求重传

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D。UDP 无重传机制：校验出错直接丢弃（可选地上报应用层）。C 正确——校验和是可选的，全 0 表示不校验。

自测 4（选择 · ★★★）

关于 TCP 报文段首部，下列叙述错误的是（　）
A. 序号字段指本报文段数据部分的第一个字节的序号
B. 窗口字段通知对方自己的接收窗口大小
C. 校验和字段仅校验 TCP 首部
D. FIN=1 的报文段即使不携带数据也消耗一个序号

查看答案

C。TCP 校验和覆盖整个报文段（首部＋数据），且要加上伪首部（协议号 6）一起算。B 易混：窗口是「我能收」的 rwnd，不是发送窗口。

自测 5（选择 · ★★★★ 高频考点）

TCP 采用三次握手建立连接的原因，不包括（　）
A. 防止已失效的连接请求报文段又传送到服务器而建立无效连接、浪费资源
B. 让双方都确认彼此的收发能力正常
C. 同步双方的初始序号
D. 为协商 MSS 与窗口扩大因子预留传输轮次

查看答案

D。MSS 等选项在第二次握手（SYN+ACK）中即可捎带协商，无需专门一轮；A、B、C 是「为什么不能两次握手」的标准三点。

自测 6（选择 · ★★★）

主动关闭方在发送最后一个 ACK 后要等待 2MSL，下列不属于其目的的是（　）
A. 保证最后的 ACK 若丢失可响应对方重传的 FIN，使对方正常关闭
B. 让本连接产生的所有报文段从网络中消失，避免影响新连接
C. 等待本方向尚未发送完的数据发完　D. 给网络足够时间清除迟到的旧报文段

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C。能发 FIN 说明本方数据早已发完（FIN 在数据之后）；2MSL 的两个理由是 A 与 B（B、D 同义）。另外记住：MSL = 最长报文段寿命，2MSL = 往返。

自测 7（选择 · ★★★★）

TCP 发送方连续收到 3 个重复（冗余）的 ACK 后的正确动作是（　）
A. 将 ssthresh 减半、cwnd 置 1，重新慢启动
B. 立即重传丢失的报文段；ssthresh 减半，cwnd = 新 ssthresh，进入拥塞避免
C. 忽略冗余 ACK，等待重传定时器超时
D. 将 cwnd 减半并继续按原窗口发送

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B。快重传 + 快恢复：立即重传＋门限减半＋cwnd = 新 ssthresh。A 是「超时」的处置；3 冗余 ACK 说明只是轻度拥塞，不回 1。

自测 8（选择 · ★★★ 计算）

主机甲的拥塞窗口为 24 KB，接收方乙通告的接收窗口为 16 KB，则甲的实际发送窗口为（　）
A. 24 KB　B. 16 KB　C. 20 KB　D. 40 KB

查看答案

B。发送窗口 \(=\min(\text{rwnd},\text{cwnd})=\min(16,24)=16\) KB。C 是「取平均」陷阱，D 是「取和」陷阱。

自测 9（选择 · ★★★★ 计算）

TCP 连接中发送速率 \(8\,\text{Mb/s}\)，MSS \(=1000\,\text{B}\)，发送窗口固定 \(6000\,\text{B}\)，RTT \(=23\,\text{ms}\)，忽略确认发送时延与处理时延，则信道利用率约为（　）
A. 20%　B. 25%　C. 30%　D. 100%

查看答案

B。单段发送时延 \(T_L=1000\times8/8\times10^{6}=1\) ms；周期 \(=1+23=24\) ms；窗口 6 段连续发 6 ms，\(U=6/24=25\%\)。若误写周期为 23 ms（漏加单段发送时延）会得约 26%，选不出精确项。

自测 10（选择 · ★★★ 计算）

某 UDP 用户数据报的数据部分为 100 B，则其校验和的计算范围共覆盖（　）
A. 108 B　B. 120 B　C. 100 B　D. 112 B

查看答案

B。覆盖 = 伪首部 12 ＋ UDP 首部 8 ＋ 数据 100 = 120 B。A 少了伪首部，C 只有数据，D 是把伪首部记成 4 B 的错法。

自测 11（综合 · ★★★★★ 冲刺 大题原型）

主机甲（客户）与主机乙（服务器）建立 TCP 连接：甲选择的初始序号 \(x=2000\)，乙选择的初始序号 \(y=7000\)。(1) 逐步写出三次握手中每个报文段的首部关键信息（SYN / ACK 置位、seq、ack）；(2) 第三次握手报文段捎带 100 B 数据，写出该段 seq 与数据序号范围，以及乙对它的确认号；(3) 随后乙发送第一个 400 B 的数据报文段，写出其 seq 与甲的确认号；(4) 用一句话回答：若改用两次握手会出什么问题？

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(1) ① 甲→乙：SYN=1, seq=2000；② 乙→甲：SYN=1, ACK=1, seq=7000, ack=2001；③ 甲→乙：ACK=1, seq=2001, ack=7001。

(2) 甲的 SYN 消耗序号 2000，数据从 2001 起：seq=2001，数据序号 2001～2100；乙的确认号 ack = 2101（= 2100 + 1）。

(3) 乙的 SYN 消耗序号 7000，乙数据从 7001 起：seq=7001，字节 7001～7400；甲的确认号 ack = 7401。

(4) 一个失效的连接请求迟到后，服务器发出确认即单方面建立连接并空等，浪费资源（还要重复释放）。

验算：③的 ack=7001 = 乙数据起始序号 ✓；(2) 的 ack=2101 = 甲下一个数据段的 seq ✓——「ack 永远指向对方的下一个字节」贯穿全题。

自测 12（综合 · ★★★★★ 冲刺 大题原型）

拥塞窗口 cwnd 初始为 1 MSS，ssthresh 初始为 4 MSS。第 7 轮发送结束时（cwnd=8）发生超时；第 12 轮发送结束时（cwnd=6）连续收到 3 个冗余 ACK。(1) 推演第 1～13 轮的 cwnd 变化表（本轮发送 MSS 数、轮末 cwnd、阶段）；(2) 前 12 轮共发送多少个报文段？(3) 第 13 轮结束时的 cwnd 与 ssthresh 各是多少？

查看解答

(1) 超时（cwnd=8）：ssthresh \(=8\div2=4\)，cwnd=1；3 冗余 ACK（cwnd=6）：ssthresh \(=6\div2=3\)，cwnd=3。

轮次本轮发送（MSS）轮末 cwnd阶段 / 事件
1～21、22、4慢启动；第 2 轮末达 ssthresh=4
3～74、5、6、7、85、6、7、8、1拥塞避免；第 7 轮末超时：ssthresh=4，cwnd=1
8～91、22、4慢启动；第 9 轮末达 ssthresh=4
10～124、5、65、6、3拥塞避免；第 12 轮末 3 冗余 ACK：ssthresh=3，cwnd=3
1334快恢复后就地拥塞避免（+1）

(2) 分段求和：

\[ (1+2+4+5+6+7+8)+(1+2+4+5+6)=33+18=51\ \text{个报文段} \]

(3) 第 13 轮按 cwnd=3 发送、线性 +1，轮末 cwnd=4，ssthresh=3。

验算：轮 3～7 从 4 到 8 共 5 项和 30，加轮 1～2 的 3 得 33 ✓；轮 8～12 和 18 ✓；总数 51 ✓。

5.8　本章考点总结

考点常考题型热度核心方法 / 一句话结论
传输层功能与复用分用选择★★★★网络层主机到主机，传输层进程到进程（端到端）；发送多进程共用传输层为复用，接收按目的端口分用
端口号与套接字选择★★★★熟知 0～1023 / 登记 1024～49151 / 短暂 49152～65535；背熟 FTP 20/21、SSH 22、Telnet 23、SMTP 25、DNS 53、HTTP 80、HTTPS 443、POP3 110、SNMP 161；套接字 = IP : 端口，TCP 连接由四元组唯一确定
UDP选择 / 计算★★★★无连接、尽最大努力、面向报文、支持一对多、首部 8 B；校验覆盖伪首部 12 B＋UDP 报（奇数补 0 只算不传）；适合 DNS / RIP / DHCP / 流媒体
TCP 特点与首部选择★★★★面向连接、一对一、可靠、全双工、面向字节流；首部 20～60 B（数据偏移单位 4 B）；六控制位 URG/ACK/PSH/RST/SYN/FIN；窗口字段是自己的 rwnd
序号与确认号选择 / 计算★★★★★seq = 本段数据第一字节序号，ack = 期望的下一字节序号（累计确认）；SYN、FIN 各耗一个序号；ack = 对方下一 seq
三次握手 / 四次挥手选择 / 大题★★★★★握手 SYN, seq=x → SYN+ACK, seq=y, ack=x+1 → ACK, seq=x+1, ack=y+1；两次握手防失效连接请求；挥手 ACK 与 FIN 分开（全双工）；TIME_WAIT 2MSL：保 ACK 到达＋旧报文消失
重传机制选择★★★★RTO 自适应 \(=\text{RTT}s+4\text{RTT}_d\)；快重传：3 个冗余 ACK 立即重传；SACK 补累计确认之短
滑动窗口与吞吐 / 利用率计算 / 大题★★★★★发送窗口 \(=\min(\text{rwnd},\text{cwnd})\)；\(T_L=\text{MSS}\times8/R\)，周期 \(=T_L+\text{RTT}\)；吞吐率 = 窗口字节 ÷ 周期，\(U=\) 发送时间 ÷ 周期，窗口够大时 U→100%
流量控制选择 / 计算★★★rwnd = 缓存总量 − 占用；rwnd=0 停发并启动坚持定时器，发 1 B 探测报文防死锁；流量控制点对点，拥塞控制全局
拥塞控制四算法大题 / 选择★★★★★慢启动每轮×2 至 ssthresh，拥塞避免每轮 +1；超时：ssthresh=cwnd/2（下限 2），cwnd=1；3 冗余 ACK：ssthresh=cwnd/2，cwnd=新 ssthresh；推演表分段求和
下一步本章过关标准：例题 8 道独立重做；自测 12 题对 10 题以上；不假思索答出三件事——「发送窗口取什么？」（min(rwnd, cwnd)）、「超时与 3 冗余 ACK 的处置差在哪？」（cwnd=1 回慢启动 vs cwnd=新 ssthresh 继续）、「TIME_WAIT 等 2MSL 为什么？」（保最后 ACK 到达＋旧报文消失）。随后进入 第 6 章 应用层——域名系统 DNS、FTP、电子邮件与万维网 HTTP，本章的端口号将全部派上用场。