tcp协议的算法有哪些(tcp协议)

慢启动：最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下： 开始 ---> cwnd = 1经过1个RTT后 ---> cwnd = 2*1 = 2经过2个RTT后 ---> cwnd = 2*2= 4经过3个RTT后 ---> cwnd = 4*2 = 8如果带宽为W，那么经过RTT*log2W时间就可以占满带宽。拥塞避免：从慢启动可以看到，cwnd可以很快的增长上来，从而最大程度利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：1.把ssthresh降低为cwnd值的一半2.把cwnd重新设置为13.重新进入慢启动过程。从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有：1.把ssthresh设置为cwnd的一半2.把cwnd再设置为ssthresh的值(具体实现有些为ssthresh+3)3.重新进入拥塞避免阶段。后来的“快速恢复”算法是在上述的“快速重传”算法后添加的，当收到3个重复ACK时，TCP最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复的思想是“数据包守恒”原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，如果发送方收到一个重复的ACK，那么根据TCP的ACK机制就表明有一个数据包离开了网络，于是cwnd加1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。具体来说快速恢复的主要步骤是：1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半，把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后重传丢失的报文段，加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络。2.再收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。3.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值。原因是因为该ACK确认了新的数据，说明从重复ACK时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。快速重传算法首次出现在4.3BSD的Tahoe版本，快速恢复首次出现在4.3BSD的Reno版本，也称之为Reno版的TCP拥塞控制算法。可以看出Reno的快速重传算法是针对一个包的重传情况的，然而在实际中，一个重传超时可能导致许多的数据包的重传，因此当多个数据包从一个数据窗口中丢失时并且触发快速重传和快速恢复算法时，问题就产生了。因此NewReno出现了，它在Reno快速恢复的基础上稍加了修改，可以恢复一个窗口内多个包丢失的情况。具体来讲就是：Reno在收到一个新的数据的ACK时就退出了快速恢复状态了，而NewReno需要收到该窗口内所有数据包的确认后才会退出快速恢复状态，从而更一步提高吞吐量。 SACK就是改变TCP的确认机制，最初的TCP只确认当前已连续收到的数据，SACK则把乱序等信息会全部告诉对方，从而减少数据发送方重传的盲目性。比如说序号1，2，3，5，7的数据收到了，那么普通的ACK只会确认序列号4，而SACK会把当前的5，7已经收到的信息在SACK选项里面告知对端，从而提高性能，当使用SACK的时候，NewReno算法可以不使用，因为SACK本身携带的信息就可以使得发送方有足够的信息来知道需要重传哪些包，而不需要重传哪些包。
为 了防止网络的拥塞现象，TCP提出了一系列的拥塞控制机制。最初由V. Jacobson在1988年的论文中提出的TCP的拥塞控制由“慢启动(Slow start)”和“拥塞避免(Congestion avoidance)”组成，后来TCP Reno版本中又针对性的加入了“快速重传(Fast retransmit)”、“快速恢复(Fast Recovery)”算法，再后来在TCP NewReno中又对“快速恢复”算法进行了改进，近些年又出现了选择性应答( selective acknowledgement,SACK)算法，还有其他方面的大大小小的改进，成为网络研究的一个热点。TCP的拥塞控制主要原理依赖于一个拥塞窗口(cwnd)来控制，在之前我们还讨论过TCP还有一个对端通告的接收窗口(rwnd)用于流量控制。窗口值的大小就代表能够发送出去的但还没有收到ACK的最大数据报文段，显然窗口越大那么数据发送的速度也就越快，但是也有越可能使得网络出现拥塞，如果窗口值为1，那么就简化为一个停等协议，每发送一个数据，都要等到对方的确认才能发送第二个数据包，显然数据传输效率低下。TCP的拥塞控制算法就是要在这两者之间权衡，选取最好的cwnd值，从而使得网络吞吐量最大化且不产生拥塞。由于需要考虑拥塞控制和流量控制两个方面的内容，因此TCP的真正的发送窗口=min(rwnd, cwnd)。但是rwnd是由对端确定的，网络环境对其没有影响，所以在考虑拥塞的时候我们一般不考虑rwnd的值，我们暂时只讨论如何确定cwnd值的大小。关于cwnd的单位，在TCP中是以字节来做单位的，我们假设TCP每次传输都是按照MSS大小来发送数据的，因此你可以认为cwnd按照数据包个数来做单位也可以理解，所以有时我们说cwnd增加1也就是相当于字节数增加1个MSS大小。慢启动：最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下：开始 ---> cwnd = 1经过1个RTT后 ---> cwnd = 2*1 = 2经过2个RTT后 ---> cwnd = 2*2= 4经过3个RTT后 ---> cwnd = 4*2 = 8如果带宽为W，那么经过RTT*log2W时间就可以占满带宽。拥塞避免：从慢启动可以看到，cwnd可以很快的增长上来，从而最大程度利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：1.把ssthresh降低为cwnd值的一半2.把cwnd重新设置为13.重新进入慢启动过程。从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有：1.把ssthresh设置为cwnd的一半2.把cwnd再设置为ssthresh的值(具体实现有些为ssthresh+3)3.重新进入拥塞避免阶段。后来的“快速恢复”算法是在上述的“快速重传”算法后添加的，当收到3个重复ACK时，TCP最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复的思想是“数据包守恒”原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，如果发送方收到一个重复的ACK，那么根据TCP的ACK机制就表明有一个数据包离开了网络，于是cwnd加1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。具体来说快速恢复的主要步骤是：1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半，把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后重传丢失的报文段，加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络。2.再收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。3.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值。原因是因为该ACK确认了新的数据，说明从重复ACK时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。快速重传算法首次出现在4.3BSD的Tahoe版本，快速恢复首次出现在4.3BSD的Reno版本，也称之为Reno版的TCP拥塞控制算法。可以看出Reno的快速重传算法是针对一个包的重传情况的，然而在实际中，一个重传超时可能导致许多的数据包的重传，因此当多个数据包从一个数据窗口中丢失时并且触发快速重传和快速恢复算法时，问题就产生了。因此NewReno出现了，它在Reno快速恢复的基础上稍加了修改，可以恢复一个窗口内多个包丢失的情况。具体来讲就是：Reno在收到一个新的数据的ACK时就退出了快速恢复状态了，而NewReno需要收到该窗口内所有数据包的确认后才会退出快速恢复状态，从而更一步提高吞吐量。SACK就是改变TCP的确认机制，最初的TCP只确认当前已连续收到的数据，SACK则把乱序等信息会全部告诉对方，从而减少数据发送方重传的盲目性。比如说序号1，2，3，5，7的数据收到了，那么普通的ACK只会确认序列号4，而SACK会把当前的5，7已经收到的信息在SACK选项里面告知对端，从而提高性能，当使用SACK的时候，NewReno算法可以不使用，因为SACK本身携带的信息就可以使得发送方有足够的信息来知道需要重传哪些包，而不需要重传 哪些包。

原理四个主要方面：一、tcp协议之连接建立、断开二、tcp协议之超时重传三、tcp协议之窗口管理四、tcp协议之拥塞控制TCP是一种面向有连接的协议，也就是说必须确认对方存在时才能发送数据而TCP通过检验和、序列号、确认应答、重发控制、连接管理、窗口控制等机制来实现可靠传输。1. 目的：TCP三次握手是客户端和服务器总共发三个数据包，通过三个数据包来确认主动发送能力和被动接收能力是否正常。2. 实质：通过指定的四元组（源地址、源端口、目标地址、目标端口）来建立TCP连接，同步双方各自发送序列号seq和确认号ACK，同时也会交换窗口大小信息三次握手过程的实现方式就是交换序列号seq。随便在网上找个地址，如果通过域名想看ip地址，可以ping下看连接。① 192.168.3.7发送[SYN]报文段至222.169.228.146，告知序列号x为0。② 222.169.228.146发送[SYN，ACK]报文段至192.168.3.7，告知序列号y为0，确认号ACK为x+1=1。③192.168.3.7发送[ACK]报文段至222.169.228.146，告知确认号ACK为y+1=1。报文段中的其他参数：MSS=1460：允许从对方接收到的最大报文段，图中为1460字节（指承载的数据，不包含报文段的头部）。win=8192：滑动窗口的大小为8192字节。SACK_PERM=1：开启选择确认。为什么会使用SACK：tcp确认方式不是一段报文段一确认，而是采用累积确认方式。服务器接收到的报文段无序所以序列号也是不连续，服务器的接收队列会出现空洞情况。为了解决空洞，提前了解当前空洞，应对丢失遗漏，采取重传。提前了解方式就是通过SACK选项信息，SACK信息包含接收方已经成功接收的数据块的序列号范围。而SACK_PERM字段为1表明，选择开启了SACK功能。网络层可能会出现丢失、重复、乱序的问题，tcp是提供可靠的数据传输服务的，为了保证数据的正确性，tcp协议会重传它认为的已经丢失的包。重传两种机制：一种基于时间重传，一种基于确认报文段提供的信息重传。RTT：数据完全发送完（完成最后一个比特推送到数据链路上）到收到确认信号的时间（往返时间）。RTO：重传超时时间（tcp发送数据时设置一个计时器，当计时器超时没有收到数据确认信息，引发超时而重传，判断的标准就是RTO）。思考：发送序列号为1、2、3、4这4个报文段，但是出现了序列号2报文段丢失，怎么办？发送端接收到seq1的确认报文（ACK=2）后，等待seq=2的确认报文。接收端当收到序列号为3的报文（2已丢失），发送ack为4的确认报文，发送端正等待ack为2的确认报文，面对跳跃的报文，那么发送端会一直等待，直到超出指定时间，重传报文2。为什么不跳跃确认呢？tcp是累积确认方式，如果确认报文3，那么意味着报文1和报文2都已经成功接收。超时处理方式：思考：上面计时器是以时间为标准重传，那么可以通过确认报文的次数来决定重传。发送端接收到seq1的确认报文（ACK=2）后，等待seq=2的确认报文。接收端收到报文3、4、5，但是没收到报文2，那么接收端发送三个ACK为2的确认报文，发送端收到这个三个确认报文，重传报文2。思考：如果快速重传中丢失包的地方很多（报文2，报文,7，报文9，报文30，报文300....），那么需要从头到尾都重传，这很蛋疼？思考：SACK重传对于接收到重复数据段怎样运作没有明确规定，通过DSACK重传可以让发送方知道哪些数据被重复接收了，而且明确是什么原因造成的。发送端没有收到100-199的ACK包，超过指定时间，重传报文。接收端都已经收到200-299的发送报文了，又来100-199是重复报文。再向发送端发送一个ACK报文，设置SACK 100-199,告知发送端，已经收到了100-199包，只是回应ACK包丢失。发送端发送包100-199，由于网络延迟，一直没有达到接收端。接收端连续发送三个ACK 200确认报文，触发快速重传，发送端收到了ACK 500的确认报文，表明之前的报文都已经交付成功。接收端又收到了延迟的报文100-199，再次向发送端发送一个SACK 100-199的ACK 500报文。发送端发现这是重复报文，判断为网络延迟造成的。计时器重传：根据超时，重传。快速重传：根据接收三次相同ACK报文，重传。选择确认重传：根据接收端提供的SACK信息，重传。DSACK重传：根据重复报文，明确丢失ACK报文还是网络延迟。Category1：已发送且已确认（已经收到ACK报文的数据）。Category2：已发送但未收到确认。Category3：即将发送。Category4：窗口移动前都不能发送。可用窗口：46-51字节。发送窗口：32-51字节。RCV.NXT：左边界RCV.WND：接收窗口RCV.NXT+RCV.WND：右边界接收端接收到序列号小于左边界，那么被认为重复数据而被丢弃。接收端接收到序列号大于右边界，那么被认为超出处理范围，丢弃。注意：tcp协议为累积ACK结构，只有当达到数据序列号等于左边界时，数据才不会被丢弃。如果窗口更新ACK丢失，对于发送端，窗口左边界右移，已发送数据得到ACK确认之后，左右边界距离减小，发送端窗口会减小，当左右边界相等时，称为零窗口。零窗口之后：接收端发送窗口更新能会发生窗口更新ACK丢失。<>解释：TCP是通过接收端的通告窗口来实现流量控制的，通告窗口指示了接收端可接收的数据量。当窗口值变为0时，可以有效阻止发送端继续发送，直到窗口大小恢复为非零值。当接收端重新获得可用空间时，会给发送端传输一个窗口更新告知其可继续发送数据。这样的窗口更新通常都不包含数据（纯ACK），接收端向发送端发送的窗口更新ACK可能丢失。结果双方处于等待状态，发生死锁。解决方案：发送端会采用一个持续计时器间歇性地查询接收端，看其窗口是否已增长。触发窗口探测，强制要求接收端返回ACK。发送几次探测，窗口大小还是0，那么断开连接。出现SWS的情况：① 接收端通告窗口太小。② 发送端发送的数据太小。解决方案：① 针对接收端：不应通告小窗口值[RFC1122]描述：在窗口可增至一个全长的报文段（接收端MSS）或者接收端缓存空间的一半（取两者中较小值）之前，不能通告比当前窗口更大的窗口值。标准：min（MSS , 缓存空间/2）。② 针对发送端：不应发送小的报文至少满足以下其一：（1）可以发送MSS字节的报文。window size >= MSS或者 数据大小>=MSS（2）数据段长度>=接收端通告过的最大窗口值的一半，才可以发送。收到之前发送的数据的ack回包，再发送数据，否则一直攒数据。（3） -1 没有未经确认的在传数据或者-2 连接禁用Nagle算法。tcp基于ACK数据包中的通告窗口大小字段实现了流量控制。当网络大规模通信负载而瘫痪，默认网络进入拥塞状态，减缓tcp的传输。发送方和接收方被要求承担超负荷的通信任务时，采取降低发送速率或者最终丢弃部分数据的方法。反映网络传输能力的变量称为拥塞窗口（cwnd）。通告窗口（awnd）。发送窗口swnd=min（cwnd，awnd）目的：tcp在用拥塞避免算法探寻更多可用带宽之前得到cwnd值，帮助tcp建立ACK时钟。[RFC5681] ：在传输初始阶段，由于未知网络传输能力，需要缓慢探测可用传输资源，防止短时间内大量数据注入导致拥塞。慢启动算法针对这一问题而设计。在数据传输之初或者重传计时器检测到丢包后，需要执行慢启动。拥塞窗口值：每收到一个ACK值，cwnd扩充一倍。所以假设没有丢包且每个数据包都有相应ACK值，在k轮后swnd=，成指数增长。SMSS是发送方的最大段大小。慢启动阶段，cwnd会指数增长，很快，帮助确立一个慢启动阙值（ssthresh）。有了阙值，tcp会进入拥塞避免阶段，cwnd每次增长值近似于成功传输的数据段大小，成线性增长。实现公式：cwnd+=SMSS*SMSS/cwnd刚建立连接使用慢启动算法，初始窗口为4，收到一次ACK后，cwnd变为8，再收到一次ACK后，cwnd变为16，依次继续，32、64，达到阙值ssthresh为64。开始使用拥塞避免算法，设置ssthresh为ssthresh/2，值为32。重新从初始窗口4，线性递增到ssthresh=32。当cwnd < ssthresh时，使用慢启动算法当cwnd > ssthresh时，使用拥塞避免算法应用快速恢复算法时机：启动快速重传且正常未失序ACK段达到之前。启动快速恢复算法。实现过程：① 将ssthresh设置为1/2 cwnd，将cwnd设置为ssthresh+3*SMSS。② 每接收一个重复ACK，cwnd值暂时增加1 SMSS。③当接收到新数据ACK后，将cwnd设置为ssthresh。参考:<>

Transmission Control Protocol，传输控制协议，是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议TCP协议的目的是：在不可靠传输的IP层之上建立一套可靠传输的机制。TCP的可靠只是对于它自身来说的, 甚至是对于socket接口层, 两个系统就不是可靠的了, 因为发送出去的数据, 没有确保对方真正的读到（所以要在业务层做重传和确认机制）。可靠传输的第一要素是确认, 第二要素是重传, 第三要素是顺序。 任何一个可靠传输的系统, 都必须包含这三个要素。数据校验也是必要的。传输是一个广义的概念, 不局限于狭义的网络传输, 应该理解为通信和交互. 任何涉及到通信和交互的东西, 都可以借鉴TCP的思想。无论是在UDP上实现可靠传输或者创建自己的通信系统，无论这个系统是以API方式还是服务方式，只要是一个通信系统，就要考虑这三个要素。SeqNum的增加是和传输的字节数相关的。上图中，三次握手后，来了两个Len:1440的包，而第二个包的SeqNum就成了1441。然后第一个ACK回的是1441（下一个待接收的字节号），表示第一个1440收到了。网络上的传输是没有连接的，包括TCP也是一样的。而TCP所谓的“连接”，其实只不过是在通讯的双方维护一个“连接状态”，让它看上去好像有连接一样。所以，TCP的状态变换是非常重要的。查看各种状态的数量ss -ant | awk '{++s[$1]} END {for(k in s) print k,s[k]}'通过三次握手完成连接的建立三次握手的目的是交换通信双方的初始化序号，以保证应用层接收到的数据不会乱序，所以叫SYN(Synchronize Sequence Numbers)。ISN是不能hard code的，不然会出问题的。比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过232，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过Maximum Segment Lifetime（MSL），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。如果Server端接到了Clien发的SYN后回了SYN-ACK，之后Client掉线了，Server端没有收到Client返回的ACK，那么，这个连接就处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，Server端如果在一定时间内没有收到的ACK会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻番，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 26 -1 = 63s，TCP才会断开这个连接。客户端给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的SYN连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事：当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），此时服务器并没有保留客户端的SYN包。如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为sync cookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。应该调整三个TCP参数：tcp_synack_retries减少重试次数，tcp_max_syn_backlog增大SYN连接数，tcp_abort_on_overflow处理不过来干脆就直接拒绝连接因为TCP是全双工的，因此断开连接需要4次挥手，发送方和接收方都需要发送Fin和Ack。如果两边同时断连接，那就会就进入到CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态。指的是报文段的最大生存时间，如果报文段在网络中活动了MSL时间，还没有被接收，那么会被丢弃。关于MSL的大小，RFC 793协议中给出的建议是两分钟，不过实际上不同的操作系统可能有不同的设置，以Linux为例，通常是半分钟，两倍的MSL就是一分钟，也就是60秒主动关闭的一方会进入TIME_WAIT状态，并且在此状态停留两倍的MSL时长。由于TIME_WAIT的存在，大量短连接会占有大量的端口，造成无法新建连接。主动关闭的一方发出 FIN包，被动关闭的一方响应ACK包，此时，被动关闭的一方就进入了CLOSE_WAIT状态。如果一切正常，稍后被动关闭的一方也会发出FIN包，然后迁移到LAST_ACK状态。CLOSE_WAIT状态在服务器停留时间很短，如果你发现大量的 CLOSE_WAIT状态，那么就意味着被动关闭的一方没有及时发出FIN包。TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包，比如，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长不以时间驱动，而以数据驱动重传如果包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传Selective Acknowledgment, 需要在TCP头里加一个SACK的东西，ACK还是Fast Retransmit的ACK，SACK则是汇报收到的数据碎版，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了，哪些没有收到重复收到数据的问题，使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了经典算法：Karn/Partridge算法，Jacobson/Karels算法TCP必需要知道网络实际的数据处理带宽或是数据处理速度，这样才不会引起网络拥塞，导致丢包Advertised-Window：接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来接收端LastByteRead指向了TCP缓冲区中读到的位置，NextByteExpected指向的地方是收到的连续包的最后一个位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最后一个位置，我们可以看到中间有些数据还没有到达，所以有数据空白区。发送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack过的位置（表示成功发送确认），LastByteSent表示发出去了，但还没有收到成功确认的Ack，LastByteWritten指向的是上层应用正在写的地方。接收端在给发送端回ACK中会汇报自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;收到36的ack，并发出了46-51的字节如果Window变成0了，发送端就不发数据了如果发送端不发数据了，接收方一会儿Window size 可用了，怎么通知发送端呢：TCP使用了Zero Window Probe技术，缩写为ZWP，也就是说，发送端在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来ack他的Window尺寸，一般这个值会设置成3次，每次大约30-60秒。如果3次过后还是0的话，有的TCP实现就会发RST把链接断了。如果你的网络包可以塞满MTU，那么你可以用满整个带宽，如果不能，那么你就会浪费带宽。避免对小的window size做出响应，直到有足够大的window size再响应。如果这个问题是由Receiver端引起的，那么就会使用David D Clark’s 方案。在receiver端，如果收到的数据导致window size小于某个值，可以直接ack(0)回sender，这样就把window给关闭了，也阻止了sender再发数据过来，等到receiver端处理了一些数据后windows size大于等于了MSS，或者receiver buffer有一半为空，就可以把window打开让send 发送数据过来。如果这个问题是由Sender端引起的，那么就会使用著名的 Nagle’s algorithm。这个算法的思路也是延时处理，他有两个主要的条件：1）要等到 Window Size >= MSS 或是 Data Size >= MSS，2）等待时间或是超时200ms，这两个条件有一个满足，他才会发数据，否则就是在攒数据。TCP_CORK是禁止小包发送，而Nagle算法没有禁止小包发送，只是禁止了大量的小包发送TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲拥塞控制的论文请参看 《Congestion Avoidance and Control》主要算法有：慢启动，拥塞避免，拥塞发生，快速恢复，TCP New Reno，FACK算法，TCP Vegas拥塞控制算法TCP网络协议及其思想的应用TCP 的那些事儿（上）TCP 的那些事儿（下）tcp为什么是三次握手，为什么不是两次或四次？记一次TIME_WAIT网络故障再叙TIME_WAITtcp_tw_recycle和tcp_timestamps导致connect失败问题tcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（1）- 高屋建瓴tcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（2）- SO_LINGERtcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（3）- tcp_tw_recycletcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（4）- tcp_tw_reusetcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（5）- tcp_max_tw_bucketsTCP的TIME_WAIT快速回收与重用浅谈CLOSE_WAIT又见CLOSE_WAITPHP升级导致系统负载过高问题分析Coping with the TCP TIME-WAIT state on busy Linux servers

TCP/IP协议是什么TCP和UDP处在同一层---运输层，但是TCP和UDP最不同的地方是，TCP提供了一种可靠的数据传输服务，TCP是面向连接的，也就是说，利用TCP通信的两台主机首先要经历一个“拨打电话”的过程，等到通信准备结束才开始传输数据，最后结束通话。所以TCP要比UDP可靠的多，UDP是把数据直接发出去，而不管对方是不是在收信，就算是UDP无法送达，也不会产生ICMP差错报文，这一经时重申了很多遍了。把TCP保证可靠性的简单工作原理:应用数据被分割成TCP认为最适合发送的数据块。这和UDP完全不同，应用程序产生的 数据报长度将保持不变。由TCP传递给IP的信息单位称为报文段或段当TCP发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能 及时收到一个确认，将重发这个报文段.当TCP收到发自TCP连接另一端的数据，它将发送一个确认。这个确认不是立即发送，通常将推迟几分之一秒.TCP将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输 过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错， T P将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段(希望发端超时并重发)。既然TCP报文段作为IP数据报来传输，而IP数据报的到达可能会失序，因此TCP报文段 的到达也可能会失序。如果必要， TCP将对收到的数据进行重新排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。TCP还能提供流量控制。TCP连接的每一方都有固定大小的缓冲空间。TCP的接收端只允许另一端发送接收端缓冲区所能接纳的数据。这将防止较快主机致使较慢主机的缓冲区溢出。从这段话中可以看到，TCP中保持可靠性的方式就是超时重发，这是有道理的，虽然TCP也可以用各种各样的ICMP报文来处理这些，但是这也不是可靠的，最可靠的方式就是只要不得到确认，就重新发送数据报，直到得到对方的确认为止。TCP的首部和UDP首部一样，都有发送端口号和接收端口号。但是显然，TCP的首部信息要比UDP的多，可以看到，TCP协议提供了发送和确认所需要的所有必要的信息。可以想象一个TCP数据的发送应该是如下的一个过程。双方建立连接发送方给接受方TCP数据报，然后等待对方的确认TCP数据报，如果没有，就重新发，如果有，就发送下一个数据报。接受方等待发送方的数据报，如果得到数据报并检验无误，就发送ACK(确认)数据报，并等待下一个TCP数据报的到来。直到接收到FIN(发送完成数据报)中止连接可以想见，为了建立一个TCP连接，系统可能会建立一个新的进程(最差也是一个线程)，来进行数据的传送--TCP协议TCP是一个面向连接的协议，在发送输送之前 ，双方需要确定连接。而且，发送的数据可以进行TCP层的分片处理。TCP连接的建立过程 ，可以看成是三次握手 。而连接的中断可以看成四次握手 。1.连接的建立在建立连接的时候，客户端首先向服务器申请打开某一个端口(用SYN段等于1的TCP报文)，然后服务器端发回一个ACK报文通知客户端请求报文收到，客户端收到确认报文以后再次发出确认报文确认刚才服务器端发出的确认报文(绕口么)，至此，连接的建立完成。这就叫做三次握手。如果打算让双方都做好准备的话，一定要发送三次报文，而且只需要三次报文就可以了。可以想见，如果再加上TCP的超时重传机制，那么TCP就完全可以保证一个数据包被送到目的地。2.结束连接TCP有一个特别的概念叫做half-close，这个概念是说，TCP的连接是全双工(可以同时发送和接收)连接，因此在关闭连接的`时候，必须关闭传和送两个方向上的连接。客户机给服务器一个FIN为1的TCP报文，然后服务器返回给客户端一个确认ACK报文，并且发送一个FIN报文，当客户机回复ACK报文后(四次握手)，连接就结束了。3.最大报文长度在建立连接的时候，通信的双方要互相确认对方的最大报文长度(MSS)，以便通信。一般这个SYN长度是MTU减去固定IP首部和TCP首部长度。对于一个以太网，一般可以达到1460字节。当然如果对于非本地的IP，这个MSS可能就只有536字节，而且，如果中间的传输网络的MSS更加的小的话，这个值还会变得更小。4.客户端应用程序的状态迁移图客户端的状态可以用如下的流程来表示：CLOSED->SYN_SENT->ESTABLISHED->FIN_WAIT_1->FIN_WAIT_2->TIME_WAIT->CLOSED以上流程是在程序正常的情况下应该有的流程，从书中的图中可以看到，在建立连接时，当客户端收到SYN报文的ACK以后，客户端就打开了数据交互地连接。而结束连接则通常是客户端主动结束的，客户端结束应用程序以后，需要经历FIN_WAIT_1，FIN_WAIT_2等状态，这些状态的迁移就是前面提到的结束连接的四次握手。5.服务器的状态迁移图服务器的状态可以用如下的流程来表示：CLOSED->LISTEN->SYN收到->ESTABLISHED->CLOSE_WAIT->LAST_ACK->CLOSED在建立连接的时候，服务器端是在第三次握手之后才进入数据交互状态，而关闭连接则是在关闭连接的第二次握手以后(注意不是第四次)。而关闭以后还要等待客户端给出最后的ACK包才能进入初始的状态。6.TCP服务器设计前面曾经讲述过UDP的服务器设计，可以发现UDP的服务器完全不需要所谓的并发机制，它只要建立一个数据输入队列就可以。但是TCP不同，TCP服务器对于每一个连接都需要建立一个独立的进程(或者是轻量级的，线程)，来保证对话的独立性。所以TCP服务器是并发的。而且TCP还需要配备一个呼入连接请求队列(UDP服务器也同样不需要)，来为每一个连接请求建立对话进程，这也就是为什么各种TCP服务器都有一个最大连接数的原因。而根据源主机的IP和端口号码，服务器可以很轻松的区别出不同的会话，来进行数据的分发。TCP的交互数据流对于交互性要求比较高的应用，TCP给出两个策略来提高发送效率和减低网络负担：(1)捎带ACK。(2)Nagle算法(一次尽量多的发数据)捎带ACK的发送方式这个策略是说，当主机收到远程主机的TCP数据报之后，通常不马上发送ACK数据报，而是等上一个短暂的时间，如果这段时间里面主机还有发送到远程主机的TCP数据报，那么就把这个ACK数据报“捎带”着发送出去，把本来两个TCP数据报整合成一个发送。一般的，这个时间是200ms。可以明显地看到这个策略可以把TCP数据报的利用率提高很多。Nagle算法上过bbs的人应该都会有感受，就是在网络慢的时候发贴，有时键入一串字符串以后，经过一段时间，客户端“发疯”一样突然回显出很多内容，就好像数据一下子传过来了一样，这就是Nagle算法的作用。Nagle算法是说，当主机A给主机B发送了一个TCP数据报并进入等待主机B的ACK数据报的状态时，TCP的输出缓冲区里面只能有一个TCP数据报，并且，这个数据报不断地收集后来的数据，整合成一个大的数据报，等到B主机的ACK包一到，就把这些数据“一股脑”的发送出去。虽然这样的描述有些不准确，但还算形象和易于理解，我们同样可以体会到这个策略对于低减网络负担的好处。在编写插口程序的时候，可以通过TCP_NODELAY来关闭这个算法。并且，使用这个算法看情况的，比如基于TCP的X窗口协议，如果处理鼠标事件时还是用这个算法，那么“延迟”可就非常大了。 ;

要正确理解交换机的工作原理以及其优越性，就不能不提到交换机的一些主流交换技术，正是在这些交换技术基础上，交换机才实现了比集线器更好地性能，为此本篇介绍几个主流的交换技术，随后在本篇最后将介绍交换机选购时的一些注意事项，帮助大家正确选购。 一、交换机的交换方式目前交换机在传送源和目的端口的数据包时通常采用直通式交换、存储转发式和碎片隔离方式三种数据包交换方式，下面分别简述。>1、直通交换方式采用直通交换方式的以太网交换机可以理解为在各端口间是纵横交*的线路矩阵电话交换机。它在输入端口检测到一个数据包时，检查该包的包头，获取包的目的地址，启动内部的动态查找表转换成相应的输出端口，在输入与输出交*处接通，把数据包直通到相应的端口，实现交换功能。由于它只检查数据包的包头（通常只检查14个字节），不需要存储，所以切入方式具有延迟小，交换速度快的优点（所谓延迟（Latency）是指数据包进入一个网络设备到离开该设备所花的时间）。它的缺点主要有三个方面：一是因为数据包内容并没有被以太网交换机保存下来，所以无法检查所传送的数据包是否有误，不能提供错误检测能力；第二，由于没有缓存，不能将具有不同速率的输入／输出端口直接接通，而且容易丢包。如果要连到高速网络上，如提供快速以太网（100BASE－T）、fddi或atm连接，就不能简单地将输入／输出端口“接通”，因为输入／输出端口间有速度上的差异，必须提供缓存；第三，当以太网交换机的端口增加时，交换矩阵变得越来越复杂，实现起来就越困难。2、存储转发方式存储转发（Store and Forward）是计算机网络领域使用得最为广泛的技术之一，以太网交换机的控制器先将输入端口到来的数据包缓存起来，先检查数据包是否正确，并过滤掉冲突包错误。确定包正确后，取出目的地址，通过查找表找到想要发送的输出端口地址，然后将该包发送出去。正因如此，存储转发方式在数据处理时延时大，这是它的不足，但是它可以对进入交换机的数据包进行错误检测，并且能支持不同速度的输入／输出端口间的交换，可有效地改善网络性能。它的另一优点就是这种交换方式支持不同速度端口间的转换，保持高速端口和低速端口间协同工作。实现的办法是将10Mbps低速包存储起来，再通过100Mbps速率转发到端口上。3、碎片隔离式（Fragment Free）这是介于直通式和存储转发式之间的一种解决方案。它在转发前先检查数据包的长度是否够64个字节（512 bit），如果小于64字节，说明是假包（或称残帧），则丢弃该包；如果大于64字节，则发送该包。该方式的数据处理速度比存储转发方式快，但比直通式慢，但由于能够避免残帧的转发，所以被广泛应用于低档交换机中。使用这类交换技术的交换机一般是使用了一种特殊的缓存。这种缓存是一种先进先出的fifo（First In First Out），比特从一端进入然后再以同样的顺序从另一端出来。当帧被接收时，它被保存在fifo中。如果帧以小于512比特的长度结束，那么fifo中的内容（残帧）就会被丢弃。因此，不存在普通直通转发交换机存在的残帧转发问题，是一个非常好的解决方案。数据包在转发之前将被缓存保存下来，从而确保碰撞碎片不通过网络传播，能够在很大程度上提高网络传输效率。二、主流堆栈交换技术通过我们前面的介绍已经知道，按交换机工作在OSI／RM堆栈协议层来分的话，目前的交换机主要有第二层、第三层和第四层交换机，它们都有其对应的主流交换技术，下面分别予以介绍。1、第二层交换技术90年代初，在网络系统集成模式中大量引入了局域网交换机。局域网交换机是一种第二层网络设备，交换机在操作过程中不断地收集资料去建立它本身的地址表，这个表相当简单，主要标明某个mac地址是在哪个端口上被发现的。当交换机接收到一个数据封包时，它检查该封包的目的mac地址，核对一下自己的地址表以决定从哪个端口发送出去。而不是象集线器那样，任何一个发送方数据都会出现在集线器的所有端口上（不管是否为你所需）。这时的交换机因为其只能工作在OSI／RM的第二层，所以也就称之为第二层交换机，所采用的技术也就称之为“第二层交换技术”。“第二层交换”是指OSI第二层或称mac层的交换。第二层交换机的引入，使得网络站点间可独享带宽，消除了无谓的碰撞检测和出错重发，提高了传输效率，在交换机中可并行的维护几个独立的、互不影响的通信进程。在交换网络环境下，用户信息只在源节点与目的节点之间进行传送，其他节点是不可见的。但有一点例外，当某一节点在网上发送广播或多目广播时，或某一节点发送了一个交换机不认识的mac地址封包时，交换机上的所有节点都将收到这一广播信息。整个交换环境构成一个大的广播域。也就是说第二层交换机仍可能存在“广播风暴”，广播风暴会使网络的效率大打折扣，但出现情况的情形的比率比起集线器来说要少许多。第二层交换仍存在“广播风暴”的弱点，同时，使用第二层交换并不能给路由器的功能带来什么进步。这样的结果是，第二层交换只能在本地不含任何路由器的工作组中取得性能的提高。在使用第二层交换的工作组之间，通过路由器的端到端性能会因为路由器阻塞而掉包，从而导致实质上的性能下降。正因如此，其于路由方式的第三交换技术顺应时代的需要而产生了。2．第三层交换技术在网络系统集成的技术中，直接面向用户的第一层接口和第二层交换技术方面已得到令人满意的答案。但是，作为网络核心、起到网间互连作用的路由器技术却没有质的突破。传统的路由器基于软件，协议复杂，与局域网速度相比，其数据传输的效率较低。但同时它又作为网段（子网，虚拟网）互连的枢纽，这就使传统的路由器技术面临严峻的挑战。随着Internet、Intranet的迅猛发展和B／S（浏览器／服务器）计算模式的广泛应用，跨地域、跨网络的业务急剧增长，业界和用户深感传统的路由器在网络中的瓶颈效应，改进传统的路由技术已迫在眉睫。在这种情况下，一种新的路由技术应运而生，这就是第三层交换技术。说它是路由器，因为它可操作在网络协议的第三层，是一种路由理解设备并可起到路由决定的作用；说它是交换器，是因为它的速度极快，几乎达到第二层交换的速度。一个具有第三层交换功能的设备是一个带有第三层路由功能的第二层交换机，但它是二者的有机结合，并不是简单的把路由器设备的硬件及软件简单地叠加在局域网交换机上。从硬件的实现上看，目前，第二层交换机的接口模块都是通过高速背板／总线（速率可高达几十Gbit／s）交换数据的。在第三层交换机中，与路由器有关的第三层路由硬件模块也插接在高速背板／总线上，这种方式使得路由模块可以与需要路由的其他模块间高速的交换数据，从而突破了传统的外接路由器接口速率的限制（10Mbit／s——100Mbit／s）。在软件方面，第三层交换机也有重大的举措，它将传统的基于软件的路由器软件进行了界定。目前基于第三层交换技术的第三层交换机得到了广泛的应用，并得到了用户一致的赞同。3、第四层交换虽然第三层交换技术使得用户可在工作组之间获得无失真的100Mbps、1000Mbps的数据交换速率。但这一切还得有一个先决条件，那就是只有当用户和服务器本身都能跟上网络中的带宽增长，包的传输可以达到系统的极限，即达到cpu能够处理的最大速度，才是真正的成功。目前的主要问题在于提高服务器的能力，因为越来越多功能强大的工作站连到Ethernet交换的桌面上，用户桌面的能力并没有得到充分的发挥。如果服务器容量能够满足需求，问题解决起来就相当简单。不幸的是，即使是最简单的对称多处理服务器的cpu升级也需要大量的时间，而且需要冗长繁杂的计划和管理。当一个网络的基础结构建立在G比特速率的第二层和第三层交换上，有高速WAN接入，服务器问题就将成为随之而来的瓶颈。也就是说如果服务器速度跟不上，即使是具有最快速交换的网络也不能完全确保端到端的性能。可以想像高优先权的业务在这种QoS使能的网络中会因服务器中低优先权的业务队列而阻塞。在更糟的情况下，服务器甚至会丧失循环处理业务的能力。在这样的需求背景下，第四层交换技术也就设计产生了，基于服务器设计的第四层交换扩展了服务器、第二层、第三层交换的性能和业务流的管理功能。第四层交换功能就像是虚IP，直接指向物理服务器。它传输的业务服从的协议多种多样，有http、ftp、nfs、Telnet或其他协议。这些业务在物理服务器基础上，需要复杂的载量平衡算法。在IP世界，业务类型由终端TCP或UDP端口地址来决定，在第四层交换中的应用区间则由源端和终端IP地址、TCP和UDP端口共同决定。在第四层交换中为每个供搜寻使用的服务器组设立虚IP地址（VIP），每组服务器支持某种应用。在域名服务器（dns）中存储的每个应用服务器地址是VIP，而不是真实的服务器地址。当某用户申请应用时，一个带有目标服务器组的VIP连接请求（例如一个TCPSYN包）发给服务器交换机。服务器交换机在组中选取最好的服务器，将终端地址中的VIP用实际服务器的IP取代，并将连接请求传给服务器。这样，同一区间所有的包由服务器交换机进行映射，在用户和同一服务器间进行传输。第四层交换技术的优点主要体现在以下几个方面：（1）、从操作方面来看，第四层交换是稳固的，因为它将包控制在从源端到目的端的区间中。（2）、另一方面，路由器或第三层交换技术，只针对单一的包进行处理，不清楚上一个包从哪来、也不知道下一个包的情况。它们只是检测包报头中的TCP端口数字，根据应用建立优先级队列。路由器根据链路和网络可用的节点决定包的路由。（3）、第四层交换使用第三层和第四层信息包的报头信息，根据应用区间识别业务流，将整个区间段的业务流分配到合适的应用服务器进行处理。每个开放的区间与特定的服务器相关，为跟踪服务器，第四层交换使用多个服务器支持的特殊应用，随着服务器的增加而增强网络的整体性能。同时，第四层交换通过减少对任何特定服务器的依赖性而提高应用的可*性。（4）、第四层交换也要求端到端QoS，提高第二层和第三层交换中一包接一包QoS传输的能力。例如，从级别高用户来的业务或重要应用的网络业务流，可以分配给最快的I／O系统和cpu，而普通的业务就分配给性能较差的机器。以上介绍了一些基本的第二层、第三层和第四层交换技术，其实还有许多复杂、先进的交换技术，在此就不作详细介绍了。同时要注意，以上所介绍的这些交换技术并不是只能单独存在，也许它们结合使用更具有优势，例如第二层、第三层和第四层交换在校园网络中可以有很好的应用。第二层交换机连接用户和网络，在子网中指引业务流，第三层交换机或路由器将包从一个子网传到另一个子网，第四层交换机将包传到终端服务器。三、交换机的选购交换机虽然目前有进入到桌面的趋势，但是对于一些比较高档的交换来说一般只有在较大型的局域网中存在，而且由于交换机历来在人们心中的神秘性决定了在交换机的选购方面多数情况下是商家说了算。在交换机的选购方面要注意的事项比较多，不再是像集线器一样那么几个简单的参数就可决定的。下面所列的是在交换机选购时要注意的几个主要方面。1．转发方式数据包的转发方式在前面已经介绍过，主要分为“直通式转发”（现为准直通式转发）和“存储式转发”。由于不同的转发方式适应于不同的网络环境，因此，应当根据自己的需要作出相应的选择。直通式由于只检查数据包的包头，不需要存储，所以切入方式具有延迟小，交换速度快的优点。但同时它又具有以以上所介绍的三个缺点。存储转发方式在数据处理时延时大，但它可以对进入交换机的数据包进行错误检测，并且能支持不同速度的输入／输出端口间的交换，有效地改善网络性能。同时这种交换方式支持不同速度端口间的转换，保持高速端口和低速端口间协同工作。低端交换机通常只拥有一种转发模式，或是存储转发模式，或是直通模式，往往只有中高端产品才兼具两种转发模式，并具有智能转换功能，可根据通信状况自动切换转发模式。通常情况下，如果网络对数据的传输速率要求不是太高，可选择存储转发式交换机；如果网络对数据的传输速率要求较高，可选择直通转发式交换机。2．延时交换机的延时（Latency）也称延迟时间，是指从交换机接收到数据包到开始向目的端口发送数据包之间的时间间隔。这主要受所采用的转发技术等因素的影响，延时越小，数据的传输速率越快，网络的效率也就越高。特别是对于多媒体网络而言，较大的数据延迟，往往导致多媒体的短暂中断，所以交换机的延迟时间越小越好，同时要注意的中，延时越小的交换机价格也就越贵。3．管理功能交换机的管理功能（Management）是指交换机如何控制用户访问交换机，以及系统管理人员通过软件对交换机的可管理程度如何。如果需要以上配置和管理，则须选择网管型交换机，否则只需选择非网管型的。目前几乎所有中、高档交换机都是可网管的，一般来说所有的厂商都会随机提供一份本公司开发的交换机管理软件，所有的交换机都能被第三方管理软件所管理。低档的交换机来通常不具有网管功能，属“傻瓜”型的，只需接上电源、插好网线即可正常工作。网管型价格要贵许多。4．mac地址数通常前面的介绍，我们知道交换机之所以能够直接对目的节点发送数据包，而不是像集线器一样以广播方式对所有节点发送数据包，最关键的技术就是交换机可以识别连在网络上的节点的网卡mac地址，形成一个mac地址表。这个mac地址表存放于交换机的缓存中，并记住这些地址，这样一来当需要向目的地址发送数据时，交换机就可在mac地址表中查找这个mac地址的节点位置，然后直接向这个位置的节点发送。但是不同档次的交换机每个端口所能够支持的mac数量不同。在交换机的每个端口，都需要足够的缓存来记忆这些mac地址，所以Buffer容量的大小就决定了相应交换机所能记忆的mac地址数多少。通常交换机只要能够记忆1024个mac地址基本上就可以了，而一般的交换机通常都能做到这一点，所以如果对网络规模不是很大的情况下，这参数无需太多考虑。当然越是高档的交换机能记住的mac地址数就越多，这在选择时要视所连网络的规模而定了。5．背板带宽现在越来越多的100M交换到桌面方案是以实现VOD（视频点播）为目的，如果您有同样需求，在选购交换器时应注意交换机背板带宽，当然是越宽越好，它将为您的交换器在高负荷下提供高速交换。由于所有端口间的通讯都需要通过背板完成，所以背板所能够提供的带宽就成为端口间并发通讯时的总带宽。带宽越大，能够给各通讯端口提供的可用带宽越大，数据交换速度越快；带宽越小，则能够给各通讯端口提供的可用带宽越小，数据交换速度也就越慢。因此，在端口带宽、延迟时间相同的情况下，背板带宽越大，交换机的传输速率则越快。6．端口交换机也与集线器一样，也有端口带宽之分，但这里所指的带宽与集线器的端口带宽不一样，因为这里交换机上所指的端口带宽是独享的，而集线器上端口的带宽是共享的。交换机的端口带宽目前主要包括10M、100M和1000M三种，但就这三种带宽又有不同的组合形式，以满足不同类型网络的需要。最常见的组合形式包括n＊100M＋m＊10M、n＊10／100M、n＊1000M＋m＊100M和n＊1000M四种。n＊100M＋m＊10M就是在一个交换机上同时有“n”个100Mbps带宽的端口和“m”个10Mbps带宽的端口，这“n＋m”就是交换机的端口总和。当然这“n”与“m”可以是相同的，也可以是不同的，一般来说这“n”数要远比“m”数小。这种组合的交换机既可以作为小型廉价网络的中心节点，也可以用于大、中型网络中的工作组交换机。因为它也具有100Mbps带宽的端口，适合于大型网络的连接，100M端口一般用于服务器或主干网段的连接，或者用于级联至另一台交换机，10M端口则用于直接连接工作站计算机，从而实现不同交换机端口之间的高速连接，并满足网络内所有计算机对服务器高速连接的需求。该类交换机的最大特点就是价格低廉，且基本能够满足网络的所有需求。n＊10／100M，这种组合的交换机相比前面那种又要先进一些，因为它的每个端口都可以自适应地达到10Mbps或100Mbps的带宽，这比固定几个100Mbps带宽的交换机当然是方便许多，在性能方面也肯定要好许多。目前这种组合方式的交换机是当前市场上的主流产品，能够自动适应10Mbps或100Mbps的速率，可以无缝连接以太网和快速以太网。该类型的交换机既可以作为工作组交换机直接连接客户机，实现100Mbps到桌面的高速交换，也可以作为小型网络中心节点。当直接连接至计算机时，在全双工状态下收发各占100Mbps带宽，从而能够实现200Mbps的带宽。当与n＊100M＋m＊10M类型的交换机连接时，为连接至不同端口的交换机提供较快链路，满足多个端口间同时传输数据的需要。n＊1000M＋m＊100M与上面所介绍的“n＊100M＋m＊10M”组合形式的交换组合方式类似，只不过这里所指的带宽是“1000Mbps 与100Mbps”带宽，而不是“10Mbps与100Mbps”带宽的。这种端口配置的含义也是这种交换机同时具有n个1000Mbps带宽的端口和m个100Mbps带宽的端口，这里的“n＋m”也一般是交换机的端口总数，但一般来说“n”值要远小于“m”值。目前这种配置的交换机已经逐渐由中心交换机和骨干交换机，慢慢地向大中型网络普及。也可作为小型网络中的中心交换机或骨干交换机，对上可直接连接至服务器，对下可连接各组交换机。千兆的带宽不仅能够很好地解决多用户对服务器突发性地访问问题，消除了服务器的瓶颈问题，而且还能够很好地解决高速交换机之间的互联问题，消除了级联端口的带宽瓶颈。当然这种交换机目前来说对于中、小型的单位来说还是有点贵。n＊1000M，这种交换机是目前很先进的一种，当然价格也是很贵的，因为它提供了全部都是1000Mbps的端口带宽，这种交换机目前一般是充当在大中型网络中心交换机或骨干交换机的角色。在中、小型企业单位局域网中一般来说还是很产见的，因为它实在太贵了，而且对于中、小型个、事业单位的局域网也根本用不上这1000Mbps的带宽。7．光纤解决方案 最后要谈一点就是光纤的选择了，如果你的布线中必须选用光纤，则在您的交换机选择方案中可以有以下三种方案：其一选择具有光纤接口的交换机；另外还可以在模块结构的交换机中加装光纤模块；最后一种就是加装光纤与双绞线的转发器。第一种性能最好，但不够灵活，而且价格较贵；第二种方案具有较强的灵活配置能力，性能也较好，但价格最贵；最后一种方案价格最便宜，但性能受影响较大。