A. 计算机网络自学笔记:TCP
如果你在学习这门课程，仅仅为了理解网络工作原理，那么只要了解TCP是可靠传输，数据传输丢失时会重传就可以了。如果你还要参加研究生考试或者公司面试等，那么下面内容很有可能成为考查的知识点，主要的重点是序号/确认号的编码、超时定时器的设置、可靠传输和连接的管理。
1 TCP连接
TCP面向连接，在一个应用进程开始向另一个应用进程发送数据之前，这两个进程必须先相互“握手”，即它们必须相互发送某些预备报文段，以建立连接。连接的实质是双方都初始化与连接相关的发送/接收缓冲区，以及许多TCP状态变量。
这种“连接”不是一条如电话网络中端到端的电路，因为它们的状态完全保留在两个端系统中。
TCP连接提供的是全双工服务 ，应用层数据就可在从进程B流向进程A的同时，也从进程A流向进程B。
TCP连接也总是点对点的 ，即在单个发送方与单个接收方之间建立连接。
一个客户机进程向服务器进程发送数据时，客户机进程通过套接字传递数据流。
客户机操作系统中运行的 TCP软件模块首先将这些数据放到该连接的发送缓存里 ，然后会不时地从发送缓存里取出一块数据发送。
TCP可从缓存中取出并放入报文段中发送的数据量受限于最大报文段长MSS，通常由最大链路层帧长度来决定(也就是底层的通信链路决定)。 例如一个链路层帧的最大长度1500字节，除去数据报头部长度20字节，TCP报文段的头部长度20字节，MSS为1460字节。
报文段被往下传给网络层，网络层将其封装在网络层IP数据报中。然后这些数据报被发送到网络中。
当TCP在另一端接收到一个报文段后，该报文段的数据就被放人该连接的接收缓存中。应用程序从接收缓存中读取数据流(注意是应用程序来读，不是操作系统推送)。
TCP连接的每一端都有各自的发送缓存和接收缓存。
因此TCP连接的组成包括:主机上的缓存、控制变量和与一个进程连接的套接字变量名，以及另一台主机上的一套缓存、控制变量和与一个进程连接的套接字。
在这两台主机之间的路由器、交换机中，没有为该连接分配任何缓存和控制变量。
2报文段结构
TCP报文段由首部字段和一个数据字段组成。数据字段包含有应用层数据。
由于MSS限制了报文段数据字段的最大长度。当TCP发送一个大文件时，TCP通常是将文件划分成长度为MSS的若干块。
TCP报文段的结构。
首部包括源端口号和目的端口号，它用于多路复用/多路分解来自或送至上层应用的数据。另外，TCP首部也包括校验和字段。报文段首部还包含下列字段:
32比特的序号字段和32比特的确认号字段。这些字段被TCP发送方和接收方用来实现可靠数据传输服务。
16比特的接收窗口字段，该字段用于流量控制。该字段用于指示接收方能够接受的字节数量。
4比特的首部长度字段,该字段指示以32比特的字为单位的TCP首部长度。一般TCP首部的长度就是20字节。
可选与变长的选项字段,该字段用于当发送方与接收方协商最大报文段长度，或在高速网络环境下用作窗口调节因子时使用。
标志字段ACK比特用于指示确认字段中的ACK值的有效性，即该报文段包括一个对已被成功接收报文段的确认。 SYN和FIN比特用于连接建立和拆除。 PSH、URG和紧急指针字段通常没有使用。
•序号和确认号
TCP报文段首部两个最重要的字段是序号字段和确认号字段。
TCP把数据看成一个无结构的但是有序的字节流。TCP序号是建立在传送的字节流之上，而不是建立在传送的报文段的序列之上。
一个报文段的序号是该报文段首字节在字节流中的编号。
例如，假设主机A上的一个进程想通过一条TCP连接向主机B上的一个进程发送一个数据流。主机A中的TCP将对数据流中的每一个字节进行编号。假定数据流由一个包含4500字节的文件组成(可以理解为应用程序调用send函数传递过来的数据长度)，MSS为1000字节(链路层一次能够传输的字节数)，如果主机决定数据流的首字节编号是7。TCP模块将为该数据流构建5个报文段(也就是分5个IP数据报)。第一个报文段的序号被赋为7;第二个报文段的序号被赋为1007,第三个报文段的序号被赋为2007，以此类推。前面4个报文段的长度是1000，最后一个是500。
确认号要比序号难理解一些。前面讲过，TCP是全双工的，因此主机A在向主机B发送数据的同时，也可能接收来自主机B的数据。从主机B到达的每个报文段中的序号字段包含了从B流向A的数据的起始位置。 因此主机B填充进报文段的确认号是主机B期望从主机A收到的下一报文段首字节的序号。
假设主机B已收到了来自主机A编号为7-1006的所有字节，同时假设它要发送一个报文段给主机A。主机B等待主机A的数据流中字节1007及后续所有字节。所以，主机B会在它发往主机A的报文段的确认号字段中填上1007。
再举一个例子，假设主机B已收到一个来自主机A的包含字节7-1006的报文段，以及另一个包含字节2007-3006的报文段。由于某种原因，主机A还没有收到字节1007-2006的报文段。
在这个例子中，主机A为了重组主机B的数据流，仍在等待字节1007。因此，A在收到包含字节2007-3006的报文段时，将会又一次在确认号字段中包含1007。 因为TCP只确认数据流中至第一个丢失报文段之前的字节数据，所以TCP被称为是采用累积确认。
TCP的实现有两个基本的选择:
1接收方立即丢弃失序报文段;
2接收方保留失序的字节，并等待缺少的字节以填补该间隔。
一条TCP连接的双方均可随机地选择初始序号。 这样做可以减少将那些仍在网络中的来自两台主机之间先前连接的报文段，误认为是新建连接所产生的有效报文段的可能性。
•例子telnet
Telnet由是一个用于远程登录的应用层协议。它运行在TCP之上，被设计成可在任意一对主机之间工作。
假设主机A发起一个与主机B的Telnet会话。因为是主机A发起该会话，因此主机A被标记为客户机，主机B被标记为服务器。用户键入的每个字符(在客户机端)都会被发送至远程主机。远程主机收到后会复制一个相同的字符发回客户机，并显示在Telnet用户的屏幕上。这种“回显”用于确保由用户发送的字符已经被远程主机收到并处理。因此，在从用户击键到字符显示在用户屏幕上之间的这段时间内，每个字符在网络中传输了两次。
现在假设用户输入了一个字符“C”，假设客户机和服务器的起始序号分别是42和79。前面讲过，一个报文段的序号就是该报文段数据字段首字节的序号。因此，客户机发送的第一个报文段的序号为42，服务器发送的第一个报文段的序号为79。前面讲过，确认号就是主机期待的数据的下一个字节序号。在TCP连接建立后但没有发送任何数据之前，客户机等待字节79，而服务器等待字节42。
如图所示，共发了3个报文段。第一个报文段是由客户机发往服务器，其数据字段里包含一字节的字符“C”的ASCII码，其序号字段里是42。另外，由于客户机还没有接收到来自服务器的任何数据，因此该报文段中的确认号字段里是79。
第二个报文段是由服务器发往客户机。它有两个目的:第一个目的是为服务器所收到的数据提供确认。服务器通过在确认号字段中填入43，告诉客户机它已经成功地收到字节42及以前的所有字节，现在正等待着字节43的出现。第二个目的是回显字符“C”。因此，在第二个报文段的数据字段里填入的是字符“C”的ASCII码，第二个报文段的序号为79，它是该TCP连接上从服务器到客户机的数据流的起始序号，也是服务器要发送的第一个字节的数据。
这里客户机到服务器的数据的确认被装载在一个服务器到客户机的数据的报文段中，这种确认被称为是捎带确认.
第三个报文段是从客户机发往服务器的。它的唯一目的是确认已从服务器收到的数据。
3往返时延的估计与超时
TCP如同前面所讲的rdt协议一样，采用超时/重传机制来处理报文段的丢失问题。最重要的一个问题就是超时间隔长度的设置。显然，超时间隔必须大于TCP连接的往返时延RTT，即从一个报文段发出到收到其确认时。否则会造成不必要的重传。
•估计往返时延
TCP估计发送方与接收方之间的往返时延是通过采集报文段的样本RTT来实现的，就是从某报文段被发出到对该报文段的确认被收到之间的时间长度。
也就是说TCP为一个已发送的但目前尚未被确认的报文段估计sampleRTT，从而产生一个接近每个RTT的采样值。但是，TCP不会为重传的报文段计算RTT。
为了估计一个典型的RTT，采取了某种对RTT取平均值的办法。TCP据下列公式来更新
EstimatedRTT=(1-)*EstimatedRTT+*SampleRTT
即估计RTT的新值是由以前估计的RTT值与sampleRTT新值加权组合而成的。
参考值是a=0.125，因此是一个加权平均值。显然这个加权平均对最新样本赋予的权值
要大于对老样本赋予的权值。因为越新的样本能更好地反映出网络当前的拥塞情况。从统计学观点来讲，这种平均被称为指数加权移动平均
除了估算RTT外，还需要测量RTT的变化，RTT偏差的程度，因为直接使用平均值设置计时器会有问题(太灵敏)。
DevRTT=(1-β)*DevRTT+β*|SampleRTT-EstimatedRTT|
RTT偏差也使用了指数加权移动平均。B取值0.25.
•设置和管理重传超时间隔
假设已经得到了估计RTT值和RTT偏差值，那么TCP超时间隔应该用什么值呢?TCP将超时间隔设置成大于等于估计RTT值和4倍的RTT偏差值,否则将造成不必要的重传。但是超时间隔也不应该比估计RTT值大太多，否则当报文段丢失时，TCP不能很快地重传该报文段，从而将给上层应用带来很大的数据传输时延。因此，要求将超时间隔设为估计RTT值加上一定余量。当估计RTT值波动较大时，这个余最应该大些;当波动比较小时，这个余量应该小些。因此使用4倍的偏差值来设置重传时间。
TimeoutInterval=EstimatedRTT+4*DevRTT
4可信数据传输
因特网的网络层服务是不可靠的。IP不保证数据报的交付，不保证数据报的按序交付，也不保证数据报中数据的完整性。
TCP在IP不可靠的尽力而为服务基础上建立了一种可靠数据传输服务。
TCP提供可靠数据传输的方法涉及前面学过的许多原理。
TCP采用流水线协议、累计确认。
TCP推荐的定时器管理过程使用单一的重传定时器，即使有多个已发送但还未被确认的报文段也一样。重传由超时和多个ACK触发。
在TCP发送方有3种与发送和重传有关的主要事件:从上层应用程序接收数据，定时器超时和收到确认ACK。
从上层应用程序接收数据。一旦这个事件发生，TCP就从应用程序接收数据，将数据封装在一个报文段中，并将该报文段交给IP。注意到每一个报文段都包含一个序号，这个序号就是该报文段第一个数据字节的字节流编号。如果定时器还没有计时，则当报文段被传给IP时，TCP就启动一个该定时器。
第二个事件是超时。TCP通过重传引起超时的报文段来响应超时事件。然后TCP重启定时器。
第三个事件是一个来自接收方的确认报文段(ACK)。当该事件发生时，TCP将ACK的值y与变量SendBase(发送窗口的基地址)进行比较。TCP状态变量SendBase是最早未被确认的字节的序号。就是指接收方已正确按序接收到数据的最后一个字节的序号。TCP采用累积确认，所以y确认了字节编号在y之前的所有字节都已经收到。如果Y>SendBase,则该ACK是在确认一个或多个先前未被确认的报文段。因此发送方更新其SendBase变量，相当于发送窗口向前移动。
另外，如果当前有未被确认的报文段，TCP还要重新启动定时器。
快速重传
超时触发重传存在的另一个问题是超时周期可能相对较长。当一个报文段丢失时，这种长超时周期迫使发送方等待很长时间才重传丢失的分组，因而增加了端到端时延。所以通常发送方可在超时事件发生之前通过观察冗余ACK来检测丢包情况。
冗余ACK就是接收方再次确认某个报文段的ACK，而发送方先前已经收到对该报文段的确认。
当TCP接收方收到一个序号比所期望的序号大的报文段时，它认为检测到了数据流中的一个间隔，即有报文段丢失。这个间隔可能是由于在网络中报文段丢失或重新排序造成的。因为TCP使用累计确认，所以接收方不向发送方发回否定确认，而是对最后一个正确接收报文段进行重复确认(即产生一个冗余ACK)
如果TCP发送方接收到对相同报文段的3个冗余ACK.它就认为跟在这个已被确认过3次的报文段之后的报文段已经丢失。一旦收到3个冗余ACK，TCP就执行快速重传 ，
即在该报文段的定时器过期之前重传丢失的报文段。
5流量控制
前面讲过，一条TCP连接双方的主机都为该连接设置了接收缓存。当该TCP连接收到正确、按序的字节后，它就将数据放入接收缓存。相关联的应用进程会从该缓存中读取数据，但没必要数据刚一到达就立即读取。事实上，接收方应用也许正忙于其他任务，甚至要过很长时间后才去读取该数据。如果应用程序读取数据时相当缓慢，而发送方发送数据太多、太快，会很容易使这个连接的接收缓存溢出。
TCP为应用程序提供了流量控制服务以消除发送方导致接收方缓存溢出的可能性。因此，可以说 流量控制是一个速度匹配服务，即发送方的发送速率与接收方应用程序的读速率相匹配。
前面提到过，TCP发送方也可能因为IP网络的拥塞而被限制，这种形式的发送方的控制被称为拥塞控制(congestioncontrol)。
TCP通过让接收方维护一个称为接收窗口的变量来提供流量控制。接收窗口用于告诉发送方，该接收方还有多少可用的缓存空间。因为TCP是全双工通信，在连接两端的发送方都各自维护一个接收窗口变量。 主机把当前的空闲接收缓存大小值放入它发给对方主机的报文段接收窗口字段中，通知对方它在该连接的缓存中还有多少可用空间。
6 TCP连接管理
客户机中的TCP会用以下方式与服务器建立一条TCP连接:
第一步: 客户机端首先向服务器发送一个SNY比特被置为1报文段。该报文段中不包含应用层数据，这个特殊报文段被称为SYN报文段。另外，客户机会选择一个起始序号，并将其放置到报文段的序号字段中。为了避免某些安全性攻击，这里一般随机选择序号。
第二步: 一旦包含TCP报文段的用户数据报到达服务器主机，服务器会从该数据报中提取出TCPSYN报文段，为该TCP连接分配TCP缓存和控制变量，并向客户机TCP发送允许连接的报文段。这个允许连接的报文段还是不包含应用层数据。但是，在报文段的首部却包含3个重要的信息。
首先，SYN比特被置为1。其次，该 TCP报文段首部的确认号字段被置为客户端序号+1最后，服务器选择自己的初始序号，并将其放置到TCP报文段首部的序号字段中。 这个允许连接的报文段实际上表明了:“我收到了你要求建立连接的、带有初始序号的分组。我同意建立该连接，我自己的初始序号是XX”。这个同意连接的报文段通常被称为SYN+ACK报文段。
第三步: 在收到SYN+ACK报文段后，客户机也要给该连接分配缓存和控制变量。客户机主机还会向服务器发送另外一个报文段，这个报文段对服务器允许连接的报文段进行了确认。因为连接已经建立了，所以该ACK比特被置为1，称为ACK报文段，可以携带数据。
一旦以上3步完成，客户机和服务器就可以相互发送含有数据的报文段了。
为了建立连接，在两台主机之间发送了3个分组，这种连接建立过程通常被称为 三次握手(SNY、SYN+ACK、ACK，ACK报文段可以携带数据) 。这个过程发生在客户机connect()服务器，服务器accept()客户连接的阶段。
假设客户机应用程序决定要关闭该连接。(注意，服务器也能选择关闭该连接)客户机发送一个FIN比特被置为1的TCP报文段，并进人FINWAIT1状态。
当处在FINWAIT1状态时，客户机TCP等待一个来自服务器的带有ACK确认信息的TCP报文段。当它收到该报文段时，客户机TCP进入FINWAIT2状态。
当处在FINWAIT2状态时，客户机等待来自服务器的FIN比特被置为1的另一个报文段，
收到该报文段后，客户机TCP对服务器的报文段进行ACK确认，并进入TIME_WAIT状态。TIME_WAIT状态使得TCP客户机重传最终确认报文，以防该ACK丢失。在TIME_WAIT状态中所消耗的时间是与具体实现有关的，一般是30秒或更多时间。
经过等待后，连接正式关闭，客户机端所有与连接有关的资源将被释放。 因此TCP连接的关闭需要客户端和服务器端互相交换连接关闭的FIN、ACK置位报文段。
B. 计网笔记3 数据链路层
在物理层提供服务的基础上，向网络层提供服务，最基本的服务试讲源自网络层来的数据可靠低传输到相邻节点的目标机网络层。主要作用是加强物理层传输原始比特流的功能，将物理层提供的可能出错的物理连接改造称为逻辑上无差错的数据链路，是之对网络层表现为一条无差错的链路。
功能一：为网络层提供服务。分为无确认无连接服务、有确认无连接服务、有确认面向连接服务
功能二：链路管理，即连接的建立、维持、释放（用于面向连接的服务）
功能三：组帧
功能四：流量控制（限制发送方）
功能五：差错控制：（帧错/位错）
形象理解：加入网络层是BOSS，数据链路层就是小秘书，来保障下面传上来的数据正确。
封装成帧：就是在一端数据前后添加首部和尾部，构成一个帧。接收端在收到物理层上交的比特流后，就能根据首部和尾部的标记，识别帧的开始和结束。
首部和尾部包含许多的控制信息，他们的一个重要作用：确定帧的界限
帧同步：接收方应当能从收到的二进制比特流中区分出帧的起始和终止。
透明传输是指不管所传输的数据是什么样的比特组合，都应当能够在链路上传送。因此链路层就“看不见”有什么妨碍数据传输的东西。
比特差错：实际的通信链路都不是理想的，比特在传输过程中可能会产生差错：1可能会变成0,0也可能会变成1.称为比特差错。
在一段时间内，传输错误的比特占所传输比特综述的比率称为误码率BER（Bit Error Rate）
使用差错检测码来监测数据在传输过程中是否产生了比特差错，是数据链路层要解决的重要问题之一。
在待发送的数据后面添加一位奇偶校验位，使整个数据中的1的个数为奇数（奇校验）或偶数（偶校验）。
如果有奇数个位发生误码，则奇偶性发生变化，可以检查出误码
如果有偶数个位发生误码，则奇偶性不发生变化，不能检查出误码（漏检）
过程：
检错码只能检测出帧在传输过程中出现了差错，但不能定位错误，无法纠正错误。
想要纠正传书中的差错，可以使用冗余信息更多的纠错码进行前向纠错。但纠错码的开销比较大，在计算机网络中较少使用。
循环冗余校验CRC有很好的检测能力（漏检率非常低），虽然计算比较复杂，但是呓语用硬件实现，因此广泛用于数据链路层
在计算机网络中通常采用检错重传来纠正传输中的差错，或仅仅是丢弃检测到差错的帧，取决于数据链路层向其上层提供的是可靠传输还是不可靠传输服务。
共享信道要着重考虑的一个问题就是如何协调多个发送和接收站点对一个共享传输媒体的占用，即 媒体接入控制 （Medium Access Control）.
C. 【网络协议笔记】计算机之间的通信和连接方式
计算机之间的通信是通过网络进行的，网络是计算机之间的一种通信方式。
那我们要如何进行网络通信呢？
首先我们需要知道对方的IP地址，通过IP地址获取MAC地址(ARP广播)。
然后把数据通过网卡传送到对方的网络中。
如果网卡发现数据的目标MAC地址是自己，就会将数据传递给上一层进行处理。
如果网卡发现数据的目标MAC地址不是是自己，就会将数据丢掉。
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下面我们看一下具体的连接方式。
两台计算机之间最简单的连接方式就是网线直连（交叉线）。
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如果需要连接多台电脑怎么办？
第一个出现的同轴电缆的方式，是半双工通信方式。
容易冲突（冲突域），而且只要一个连接点出问题全域瘫痪。
一台设备在发送数据的时候，另一台设备只能接收数据，不能发送数据。
采用的也是半双工通信，但是比同轴电缆有个特甜：如果一台设备的连接出现问题也不会影响其他设备。
集线器和同轴电缆都是没有智商的，是个机械性的设备。
只要有设备发数据，就把数据转给其它所有已连接设备，设备越多效率越低。
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下面是集线器传输数据的动态图
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网桥连接的是同一个网段的计算机。
它可以记录左右两边的MAC地址，减少没必要的广播和传输，从而起到隔绝冲突域的作用。
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交换器就比网桥更牛逼了，他可以记录每一个网络节点的IP和MAC地址。
还有交换机是全双工通信，没有冲突域。
而且不会发数据发到其他设备，所以比集线器安全（不会因为抓包而拦截数据）。
但是首次发送数据时，还是会ARP广播所有设备，因为此时交换机还不知道源和目标的MAC地址。
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以上的设备必须是在同一个网段和广播域，但是不能把所有的电脑用交换连接起来。
好几亿台的电脑用过广播寻找对应IP地址的Mac地址，那这网络遭遇“广播风暴”了。
所以路由的作用就出来了，路由是隔绝广播域，如果是在不同网段之间转发数据，就直接去寻找路由。
那如何去寻找路由呢？ 是通过网关。我们在设置IP地址时，甚至的默认网关地址就是路由的地址。
(一般IP地址的最后设置成1。比如 192.168.0.1)。
主机发数据前，首先会判断目标主机的IP地址跟它是否在同一个网段。
如果在同一个网段：ARP广播，直接发送数据；
如果不在同一个网段：通过路由器转发数据。
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D. 计算机网络自学笔记：选路算法
网络层必须确定从发送方到接收方分组所经过的路径。选路就是在网络中的路由器里的给某个数据报确定好路径(即路由)。
一 台主机通常直接与一台路由器相连接，该路由器即为该主机的默认路由器，又称为该主机的默认网关。 每当某主机向外部网络发送一个分组时，该分组都被传送给它的默认网关。
如果将源主机的默认网关称为源路由器,把目的主机的默认网关称为目的路由器。为一个分组从源主机到目的主机选路的问题于 是可归结为从源路由器到目的路由器的选路问题。
选路算法的目标很简单:给定一组路由器以及连接路由器的链路，选路算法要找到一条从源路由器到目的路由器的最好路径，通常一条好路径是指具有最低费用的路径。
图 G=(N，E)是一个 N 个节点和 E 条边的集合，其中每条边是来自 N 的一对节点。在网 络选路的环境中，节点表示路由器，这是做出分组转发决定的节点，连接节点的边表示路由 器之间的物理链路。
一条边有一个值表示它的费用。通常一条边的费用可反映出对应链路的物理长度、链路速度或与该链路相关的费用。
对于 E 中的任一条边(xy)可以用 c(xy )表示节点 x 和 y 间边的费用。一般考虑的都是无向 图，因此边(xy)与边(y x)是相同的并且开销相等。节点 y 也被称为节点 x 的邻居。
在图中为各条边指派了费用后，选路算法的目标自然是找出从源到目的间的最低费用路径。图 G=(N，E)中的一条路径(Path)是一个节点的序列，使得每一对以(x1,x2)， (x2,x3)，…，是 E 中的边。路径的费用是沿着路径所有边费用的总和。
从广义上来说，我们对 选路算法分类的一种方法就是根据该算法是全局性还是分布式来区分的。
.全局选路算法： 用完整的、全局性的网络信息来计算从源到目的之间的最低费用路径。
实际上， 具有全局状态信息的算法常被称作链路状态 LS 算法， 因为该算法必须知道网络中每条链路的费用。
.分布式选路算法： 以迭代的、分布式的方式计算出最低费用路径。通过迭代计算并与相邻节点交换信息，逐渐计算出到达某目的节点或一组目的节点的最低费用路径。
DV 算法是分布式选路算法， 因为每个节点维护到网络中的所有其他节点的费用(距离)估计的矢量。
选路算法的第二种广义分类方法是根据算法是静态的还是动态的来分类。
一： 链路状态选路算法 LS
在链路状态算法中，通过让每个节点向所有其他路由器广播链路状态分组， 每个链路状态分组包含它所连接的链路的特征和费用， 从而网络中每个节点都建立了关于整个网络的拓扑。
Dijkstra 算法计算从源节点到网络中所有其他节点的最低费用路径.
Dijkstra 算法是迭代算法，经算法的第 k 次迭代后，可知道到 k 个目的节点的最低费用路径。
定义下列记号:
D(V)随着算法进行本次迭代，从源节点到目的节点的最低费用路径的费用。
P(v)从源节点到目的节点 v 沿着当前最低费用路径的前一节点(，的邻居)。
N`节点子集；如果从源节点到目的节点 v 的最低费用路径已找到，那么 v 在 N`中。
Dijkstra 全局选路算法由一个初始化步骤和循环组成。循环执行的次数与网络中的节点个数相同。在结束时，算法会计算出从源节点 u 到网络中每个其他节点的最短路径。
考虑图中的网络，计算从 u 到所有可能目的地的最低费用路径。
.在初始化阶段 ，从 u 到与其直接相连的邻居 v、x、w 的当前已知最低费用路径分别初始化为 2，1 和 5。到 y 与 z 的费用被设为无穷大，因为它们不直接与 u 连接。
.在第一次迭代时， 需要检查那些还未加到集合 N`中的节点，找出在前一次迭代结束时具有最低费用的节点。那个节点是 x 其费用是 1，因此 x 被加到集合 N`中。然后更新所有节点的 D(v)，产生下表中第 2 行(步骤)所示的结果。到 v 的路径费用未变。经过节点 x 到 w 的 路径的费用被确定为 4。因此沿从 u 开始的最短路径到 w 的前一个节点被设为 x。类似地， 到 y 经过 x 的费用被计算为 2，且该表项也被更新。
.在第二次迭代时 ，节点 v 与 y 被发现具有最低费用路径 2。任意选择将 y 加到集合 N` 中，使得 N’中含有 u、x 和 y。通过更新，产生如表中第 3 行所示的结果。
.以此类推…
当 LS 算法结束时，对于每个节点都得到从源节点沿着它的最低费用路径的前继节点， 对于每个前继节点，又有它的前继节点，按照此方式可以构建从源节点到所有目的节点的完 整路径。
根据从 u 出发的最短路径，可以构建一个节点(如节点 u)的转发表。
二 距离矢量选路算法 DV
LS 算法是一种使用全局信息的算法，而距离矢量算法是一种迭代的、异步的和分布式的算法。
Bellman-Ford 方程：
设 dx(y)是从节点 x 到节点 y 的最低费用路径的费用，则有 dx(y) = min {c(x,v) + dv(y) }
PS： 方程中的 min，是指取遍 x 的所有邻居。
Bellman-Ford 方程含义相当直观，意思是从 x 节点出发到 y 的最低费用路径肯定经过 x 的某个邻居，而且 x 到这个邻居的费用加上这个邻居到达目的节点 y 费用之和在所有路径 中其总费用是最小的。 实际上，从 x 到 v 遍历之后，如果取从 v 到 y 的最低费用路径，该路 径费用将是 c(x,v)+ dv(y)。因此必须从遍历某些邻居 v 开始，从 x 到 y 的最低费用是对所有邻 居的 c(x,v)+dv(y)的最小值。
在该 DV 算法中，当节点 x 看到它的直接相连的链路费用变化，或从某个邻居接收到一 个距离矢量的更新时，就根据 Bellman-Ford 方程更新其距离矢量表。
三 LS 与 DV 选路算法的比较
DV 和 LS 算法采用不同的方法来解决计算选路问题。
在 DV 算法中，每个节点仅与它的直接相连邻居交换信息，但它为它的邻居提供了从其 自己到网络中(它所知道的)所有其他节点的最低费用估计。
在 LS 算法中，每个节点(经广播)与所有其他节点交换信息，但它仅告诉它们与它直接 相连链路的费用。
·报文复杂性：
LS 算法要求每个节点都知道网络中每条链路的费用，需要发送 O(nE)个消息。
DV 算法要求在每次迭代时，在两个直接相连邻居之间交换报文，算法收敛所需的时间 依赖于许多因素。当链路费用改变时，DV 算法仅当在会导致该节点的最低费用路径发生改 变时，才传播已改变的链路费用。
·收效速度：
DV算法收敛较慢，且在收敛时会遇到选路环路。DV算法还会遭受到计数到无穷的问题。
•健壮性： 在 LS 算法中，如果一台路由器发生故障、或受到破坏，路由器会向其连接的链路广播 不正确费用，导致整个网络的错误。
在 Dv 算法下， 每次迭代时，其中一个节点的计算结果会传递给它的邻居，然后在下次迭代时再间接地传递给邻居的邻居。在这种情况下，DV 算法中一个不正确的计算结果也会扩散到整个网络。
四.层次选路
两个原因导致层次的选路策略：
•规模： 随着路由器数目增长，选路信息的计算、存储及通信的开销逐渐增高。
•管理自治： 一般来说，一个单位都会要求按自己的意愿运行路由器(如运行其选择的某 种选路算法)，或对外部隐藏其内部网络的细节。
层次的选路策略是通过将路由器划分成自治系统 AS 来实施的。
每个 AS 由一组通常在相同管理控制下的路由器组成(例如由相同的 ISP 运营或属于相同 的公司网络)。在相同的 AS 内的路由器都全部运行同样的选路算法。
在一个自治系统内运行的选路算法叫做自治系统内部选路协议。 在一个 AS 边缘的一台 或多台路由器，来负责向本 AS 之外的目的地转发分组，这些路由器被称为网关路由器
在各 AS 之间，AS 运行相同的自治系统间选路协议。
E. 计算机网络笔记——数据链路层
封装成帧 ：在一段数据的前后部分添加 首部 和 尾部 ，这样就构成了一个帧。
接收端在收到物理层上交的比特流后，就能根据首部和尾部的标记，从收到的比特流中识别帧的开始和结束.
首部和尾部包含许多的控制信息，他们的一个重要作用： 帧定界 （确定帧的界限）。
帧同步 ：接收方应当能从接收到的二进制比特流中区分出帧的起始和终止。
1. 字符计数法
2. 字符（节）填充法
3. 零比特填充法
4. 违规编码法。
字节计数法 : Count字段的脆弱性（其值若有差错将导致灾难性后果）
字符填充法 : 实现上的复杂性和不兼容性
目前较普遍使用的帧同步法是 比特填充 和 违规编码法 。
差错源于噪声：
冗余编码： 在数据前面添加校验数据，和最终收到的数据比对是否有误，有误证明传输出错
板栗🌰
一段晦涩的话
“可靠传输”：数据链路层发送端发送什么，接收端就收到什么。
链路层使用CRC检验，能够实现无比特差错的传输，但这还不是可靠传输。
原理： 多个校验位同时检验一个数据
构成： 检验位和数据位
检验位个数：海明不等式 2^r >= k + r + 1 计算得出（r为检验位个数，k为数据位位数）
检验位位置：2的（1-r次方）
编码： （以数据D = 101101为例）
最终传输数据（海明码）： 00 1 0 011 1 01
校验：
🌰🌰板栗+1
F. 计算机网络第1章（概述）
计算机网络微课堂 的笔记整理
笔记也放到了 我的github 和 我的gitee 上
代表着主机
代表服务器
代表着路由器
代表着网络
中国互联网络信息中心CNNIC
网络：网络（Network）由若干 结点（Node） 和连接这些结点的 链路（Link） 组成。
互连网（互联网）：多个网络通过路由器互连起来，这样就构成了一个覆盖范围更大的网络，即互连网（互联网）。因此，互联网又称为“网络的网络（Network of Networks）”。
因特网：因特网（Internet）是世界上最大的互连网络（用户数以亿计，互连的网络数以百万计）。
因特网服务提供者 ISP ( I nternet S ervice P rovider)
中国的三大 ISP ：中国电信，中国联通和中国移动
基于ISP的三层结构的因特网
端系统之间通信的含义
“主机 A 和主机 B 进行通信”实际上是指：“运行在主机 A 上的某个程序和运行在主机 B 上的另一个程序进行通信”。 即“主机 A 的某个进程和主机 B 上的另一个进程进行通信”。简称为“计算机之间通信”。
端系统之间的通信方式通常可划分为两大类：
客户-服务器方式：
对等连接方式：
网络核心部分是互联网中最复杂的部分。
网络中的核心部分要向网络边缘中的大量主机提供连通性，使边缘部分中的任何一个主机都能够向其他主机通信（即传送或接收各种形式的数据）。
在网络核心部分起特殊作用的是 路由器 (router)。
路由器 是实现 分组交换 (packet switching) 的关键构件，其任务是 转发 收到的分组，这是网络核心部分最重要的功能。
发送方
路由器
接收方
报文交换中的交换结点也采用存储转发方式，但报文交换对报文的大小没有限制，这就要求交换结点需要较大的缓存空间。报文交换主要用于早期的电报通信网，现在较少使用， 通常被较先进的分组交换方式所取代 。
分析：
电路交换：
报文交换：
分组交换：
按交换技术分类：
按使用者分类：
按传输介质分类：
按覆盖范围分类：
作用范围通常为几十到几千公里，因而有时也称为远程网（long haul network）。广域网是互联网的核心部分，其任务是通过长距离（例如，跨越不同的国家）运送主机所发送的数据。
作用范围一般是一个城市，可跨越几个街区甚至整个城市
一般用微型计算机或工作站通过高速通信线路相连（速率通常在 10 Mbit/s 以上），但地理上范围较小（1 km 左右）
就是在个人工作的地方把个人使用的电子设备用无线技术连接起来的网络。
按拓扑结构分类：
时延时指数据（一个报文或分组，甚至比特）从网络（或链路）的一端传送到另一端所需的时间。
网络时延由几部分组成：
主机或路由器发送数据帧所需要的时间，也就是从发送数据帧的第一个比特算起，到该帧的最后一个比特发送完毕所需的时间。
电磁波在信道中传播一定的距离需要花费的时间。
主机或路由器在收到分组时要花费一定时间进行处理
分组在进过网络传输时，要经过许多路由器。但分组在进入路由器后要先在输入队列中排队等待处理。
时延带宽积 = 传播时延 * 带宽
互联网上的信息不仅仅单方向传输而是双向交互的。因此，我们有时很需要知道 双向交互一次所需的时间 。
利用率有 信道利用率 和 网络利用率 两种。
物理层问题
数据链路层问题
网络层问题
运输层问题
应用层问题
总结
例子：主机的浏览器如何与Web服务器进行通信
解析：
主机和Web服务器之间基于网络的通信，实际上是主机中的 浏览器应用进程 与Web服务器中的 Web服务器应用进程 之间基于 网络的通信
体系结构的各层在整个过程中起到怎样的作用？
1、发送方发送
G. 计算机网络自顶向下方法读书笔记
link
Client发送一个特殊的 SYN报文段 （标志位SYN置为1）。随机产生一个初始序号值seq=x，发送给Server，Client进入SYN_SENT状态，等待Server确认。
Server收到数据包后由标志位SYN=1知道Client请求建立连接，会为该TCP连接分配TCP缓存和变量。并向client发送允许连接报文段的ACK报文段（ACK标志位设置为1），报文段中SYN=1, ack=x+1，并随机产生一个服务端的初始序号seq=y。发送后，Server进入SYN_RCVD状态。
Client收到确认后，也要给该连接分配缓存和变量。将发送一个ACK报文段对服务器的允许连接的报文段进行确认。设置ack=y+1。因为连接已被建立了SYN被置为0。Client和Server进入ESTABLISHED状态，完成三次握手，随后Client与Server之间可以开始传输数据了。以后每个阶段中SYN都将被置为0.
Client（也可以是server，后面流程相反）设置seq=u, 发送一个FIN报文段（FIN标志位设置为1），Client进入FIN_WAIT_1状态。表示client没有数据要发送给server了。
Server收到FIN后，发送一个ACK报文段给Client，ack=u+1，并随机产生一个服务端的初始序号seq=v, Server进入CLOSE_WAIT状态。表示“同意”client关闭请求
Server发送一个FIN报文段，用来请求关闭Server到Client的数据传送，同时包含ack=u+1，并随机产生一个服务端的初始序号seq=w，server进入LAST_ACK状态。
Client收到FIN后，Client进入TIME_WAIT状态，接着发送一个ACK报文段ack=w+1给Server， Server收到后进入CLOSED状态。client在等待了某个固定时间（两个最大段生命周期，2MSL）之后，没有收到服务器端的 ACK ，认为服务器端已经正常关闭连接，于是自己也关闭连接，进入 CLOSED 状态。（目的是如果server由于网络原因没有收到最后的ACK，server将会再发送一个FIN，但若此时client已经CLOSED，则无法回复。因此引入了等待2MSL的流程）。自此就完成了四次挥手，主机中的连接资源也被释放。
其中 生存时间（TTL） 字段用来确保数据不会永远在网络中循环。每当一台路由器处理数据报时，该字段的值减1。若TTL字段减为0，则该数据报必须丢弃。
跨网络通信需要经过路由器，同一网络间的通信不需要。127只有127.0.0.1一个地址可用，代表当前计算机自己。255.255.255.255是 广播地址 。当一台主机向广播地址发出数据报时，该报文会交付给网络中的所有主机。
H. 计算机网络交换技术的数据交换
数据交换的基本概念
通常将数据在通信子网中各节点间的数据传输过程称为数据交换。 （circuit switched network）
线路交换是相对于分组交换的一个概念。电路交换要求必须首先在通信双方之间建立连接通道。在连接建立成功之后，双方的通信活动才能开始。通信双方需要传递的信息都是通过已经建立好
的连接来进行传递的，而且这个连接也将一直被维持到双方的通信结束。在某次通信活动的整个过程中，这个连接将始终占用着连接建立开始时，通信系统分配给它的资源（通道、带宽、时隙、码字等等），这也体现了电路交换区别于分组交换的本质特征。
线路交换的特点是：数据传输可靠、迅速、有序，但线路利用率低、浪费严重，不适合计算机网络。 （message switched network）
是数据交换的三种方式之一，报文整个地发送，一次一跳。报文交换是分组交换的前身，是由列奥纳德·克莱因饶克于1961年提出的。
报文交换的主要特点是：存储接受到的报文，判断其目标地址以选择路由，最后，在下一跳路由空闲时，将数据转发给下一跳路由。报文交换系统现今都由分组交换或电路交换网络所承载。
报文交换采用存储-转发方式进行传送，无需事先建立线路，事后更无需拆除。它的优点是：线路利用率高、故障的影响小、可以实现多目的报文；缺点是：延迟时间长且不定、对中间节点的要求高、通信不可靠、失序等，不适合计算机网络。
报文的优点是：高效、灵活、迅速、可靠、经济，但存在如下的缺点：有一定的延迟时间、额外的开销会影响传输效率、实现技术复杂等。 （packet switched network）
分组交换是一种数位通信网络。它将资料组合成适当大小的区块，称为封包，再通过网络来传输。这个传送封包的网络是共享的，每个单位都可以独立把封包再传送出去，而且配置自己需要的资源。
封包交换的基本原则是最佳化的使用连线负载能力，最小化回应时间，以及增进通讯的健全性。
分组交换适用于计算机网络，在实际应用中有两种类型：虚电路方式和数据报方式。虚电路方式类似线路交换，只不过对信道的使用是非独占方式；数据报方式类似报文交换。
I. 计算机网络笔记——数据链路层（停等协议、GBN、SR）
流量控制：防止发送端发送和接收端接收速度不匹配造成传输错误
传输层和数据链路层均有流量控制，但是控制手法不一样
传输层：端到端，接收端向发送端发送一个窗口公告。告诉发送端目前我能接收多少
数据链路层：点到点，接收端接收不下的就不回复确认（ack），让发送端自己重传
涉及协议较多分批写
优点 ：最简单的控制协议
缺点 ：但是性能较弱,信道利用率低
控制方法 ：
发送方：发送一个帧
接收方：接收到帧后返回改帧的ack
发送方：接收到ack后发送下一个帧
差错控制 ：
注意 ：
滑动窗口协议是基于停止等待协议的优化版本
停止等待协议性能是因为需要等待ack之后才能发送下一个帧，在传送的很长时间内信道一直在等待状态
滑动窗口则利用缓冲思想，允许连续发送(未收到ack之前)多个帧，以加强信道利用
窗口 ：其实就是缓冲帧的一个容器，将处理好的帧发送到缓冲到窗口，可以发送时就可以直接发送，借此优化性能。一个帧对应一个窗口。
GBN是滑动窗口中的一种，其中 发送窗口 > 1 , 接收窗口=1 因发送错误后需要退回到最后正确连续帧位置开始重发，故而得名。
控制方法 ：
发送端：在将发送窗口内的数据连续发送
接收端：收到一个之后向接收端发送累计确认的ack
发送端：收到ack后窗口后移发送后面的数据
累计确认 ：累计确认允许接收端一段时间内发送一次ack而不是每一个帧都需要发送ack。该确认方式确认代表其前面的帧都以正确接收到
eg:发送端发送了编号 0,1,2,3,4,5 的帧，等待一段时间后（超过3的超时计时器）累计收到的ack对应 0,2 帧，则证明已经成功 0,1,2 均已经成功接收， 3 传输错误。并且哪怕 4,5 两个帧接收成功后也不会返回 4,5 的ack会一直等待从 3 开始重传
差错控制 ：
发送帧丢失、ack丢失、ack迟到 等处理方法基本和停等协议相同，不同的是采用累计确认恢复的方式，当前面的帧出错之后后面帧无论是否发送成功都要重传
优点：信道利用率高（利用窗口有增加发送端占用，并且减少ack回复次数）
缺点：累计确认使得该方法只接收正确顺序的帧，而不接受乱序的帧，错误重传浪费严重
发送窗口大小问题
窗口理论上是越多性能越好，但是窗口不能无限大，n比特编码最大只能2^(n-1)个窗口，否则会造成帧无法区分（本质就是留了一个比特区分两组帧）
SR协议可以说是GBN的plus版本，在GBN的基础上改回每一个帧都要确认的机制，解决了累计确认只接收顺序帧的弊端只需要重发错误帧。
其中 发送窗口 > 1 , 接收窗口 > 1 , 接收窗口 > 发送窗口 (建议接 收窗口 = 发送窗口 接收窗口少了溢出多了浪费).
控制方法 ：
发送端：将窗口内的数据连续发送
接收端：收到一个帧就将该帧缓存到窗口中并回复一个ack
接收端：接收到顺序帧后将数据提交给上层并接收窗口后移（若接收到的帧不是连续的顺序帧时接收窗口不移动）
发送端：接收到顺序帧的ack后发送窗口后移（同理发送窗口接收到的ack不连续也不移动）
差错控制 ：
发送帧丢失、ack丢失、ack迟到 三类处理方式仍然和停等协议相同，不同的是SR向上层提交的是多个连续帧，停等只提交一个帧（不连续的帧要等接收或重传完成后才会提交）
发送窗口大小问题
同GBN一样，发送窗口和接收窗口都不能无限多，且不说缓存容量问题，当两组帧同时发送时会造成无法区分，大小上限仍然是2^(n-1)个窗口（本质就是留了一个比特写组号）
窗口大小这里留一张截图，方便理解
假设窗口大小都为3（图中编号到了3是借4窗口的图，正常应编号到2,但是不妨碍理解）
左边是错误重发，第一组的0帧ack丢失了
右边是正常收发
三种协议对比：
停等协议：单线程的傻子，简单不易出错，但是效率极其低下
GBN：假的多线程(接收端太坑啦)，接收端是情种，只等待自己哪一个帧，丢弃了后来的帧
SR：多线程，接收端有收藏癖，等待集齐一套召唤神龙（提交给上层这只神龙……）