【面试】计算机网络总结3（TCP的滑动窗口机制+拥塞处理）

4 滑动窗口机制

4.1 可靠传输的工作原理

4.1.1 停止等待协议

4.1.2 连续ARQ协议

4.1.3 超时时间的设置

4.1.4 快速重传

4.1.5 SACK方法

4.2 滑动窗口机制（重要）

4.2.1 使用滑动窗口的原因

4.2.2 发送方的滑动窗口

4.2.3 接收方的滑动窗口

4.3 流量控制——滑动窗口应用（重要）

4.3.1 流量控制说明

4.3.2 操作系统的缓冲区对发送窗口与接收窗口产生的影响

4.3.3 窗口关闭

4.3.4 糊涂窗口综合征

4.3 拥塞控制

4.3.1 拥塞控制介绍

4.3.2 拥塞控制算法

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4 滑动窗口机制

4.1 可靠传输的工作原理

TCP发送的报文段是交给IP层传送的。但IP层只能提供尽最大努力服务，即，TCP下面的网络所提供的是不可靠的传输。

理想的传输条件：

• 传输信道不产生差错
• 不管发送方以多块的速度发送数据，接受方总是来得及处理收到的数据

为了实现可靠性传输，需要考虑很多事情，例如数据的破坏、丢包、重复以及分片顺序混乱等问题。如不能解决这些问题，也就无从谈起可靠传输。

TCP 是通过序列号、确认应答、重发控制、连接管理以及窗口控制等机制实现可靠性传输的。

首先使用一些可靠传输协议，当出现差错的时候让发送方重传出现差错的数据，同时在接收方来不及处理收到的数据时，及时告诉发送方适当降低发送数据的速率。

最简单的可靠传输协议即停止等待协议。

4.1.1 停止等待协议

全双工通信的双方既是发送方也是接收方。这里假设仅考虑A是发送方，B是接收方。 

①无差错情况

如上图a，A发送分组M，发完就暂停发送，等待B的确认。B收到之后向A发送确认，A收到确认之后，再发送下一个分组。

②出现差错（超时重传）

B接收M1时出现了差错，就丢弃M1，但是什么也没做，不发送任何信息。 A只要超过了一段时间仍然没有收到确认，就认为刚才发送的分组丢失了，因而重新传送前面发送过的分组，这个过程叫做超时重传。

实现超时重传，就要设置一个超时计时器，如果在超时计时器到期之前收到了对方的确认，就撤销已经设置的超时计时器。

注意事项：

1）A在发送完一个分组之后，必须暂时保留已发送的分组副本。受到相应的确认之后，再清楚暂时保留的分组副本。

2）分组和确认分组都必须编号。这样才能明确哪一个分组还没收到确认。

3）超时计时器设置的时间应该比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。

如果超时重发的数据，再次超时的时候，又需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。

也就是每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。

③确认丢失和确认迟到

即B所发送的对M1的确认丢失了。A在超时重传的时间内没有收到确认，但无法知道是自己发送的分组出错、丢失，还是N发送的确认收到丢失了。因此A在超时计时器到期后重传M1，B又收到重传的分组M1之后，首先丢弃这个重复的M1，其次向A发送确认。

通过上述这种确认和重传机制，就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信，这种协议常被称为自动重传请求ARQ。意思是重传的请求是自动进行的，接收方不需要请求发送发重传某个出错的分组。

 

 

停止等待协议比较简单，但是信道利用率太低了。

 

改进：不使用停止等待协议，而是使用流水线传输。

发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。

由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率。

使用流水线传输时，就要用到连续ARQ协议和滑动窗口协议。

4.1.2 连续ARQ协议

TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下，它也不会降低网络通信的效率。

那么有了窗口，就可以指定窗口大小，窗口大小就是指无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值。

窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间，发送方主机在等到确认应答返回之前，必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答，此时数据就可以从缓存区清除。

假设窗口大小为  3 个 TCP 段，那么发送方就可以「连续发送」  3 个 TCP 段，并且中途若有 分组丢失，可以通过「下一个确认应答进行确认」。

图中的 ACK 600 确认应答报文丢失，也没关系，因为可以通过下一个确认应答进行确认，只要发送方收到了 ACK 700 确认应答，就意味着 700 之前的所有数据「接收方」都收到了。这个模式就叫累计确认或者累计应答。

TCP 头里有一个字段叫  Window ，也就是窗口大小。

这个字段是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。

所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小，否则接收方就无法正常接收到数据。

4.1.3 超时时间的设置

我们先来了解一下什么是  RTT （Round-Trip Time 往返时延），从下图我们就可以知道：

RTT即为数据从网络一端传到另一端所需的时间。

超时重传时间是以  RTO （Retransmission Timeout 超时重传时间）表示。

假设在重传的情况下，超时时间  RTO 「较长或较短」时，会发生什么事情呢？

上图中有两种超时时间不同的情况：

• 当超时时间 RTO 较大时，重发就慢，丢了老半天才重发，没有效率，性能差；
• 当超时时间 RTO 较小时，会导致可能并没有丢就重发，于是重发的就快，会增加网络拥塞，导致更多的超时，更多的超时导致更多的重发。

精确的测量超时时间  RTO 的值是非常重要的，这可让我们的重传机制更高效。
根据上述的两种情况，我们可以得知，超时重传时间 RTO 的值应该略大于报文往返 RTT 的值。

实际上「报文往返 RTT 的值」是经常变化的，因为我们的网络也是时常变化的。也就因为「报文往返RTT 的值」 是经常波动变化的，所以「超时重传时间 RTO 的值」应该是一个动态变化的值。

需要注意：

如果超时重发的数据，再次超时的时候，又需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。

也就是每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。

超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢？

于是就可以用「快速重传」机制来解决超时重发的时间等待。

4.1.4 快速重传

TCP 还有另外一种快速重传（Fast Retransmit）机制，它不以时间为驱动，而是以数据驱动重传。

在上图，发送方发出了 1，2，3，4，5 份数据：

• 第一份 Seq1 先送到了，于是就 Ack 回 2；
• 结果 Seq2 因为某些原因没收到，Seq3 到达了，于是还是 Ack 回 2；
• 后面的 Seq4 和 Seq5 都到了，但还是 Ack 回 2，因为 Seq2 还是没有收到；
• 发送端收到了三个 Ack = 2 的确认，知道了 Seq2 还没有收到，就会在定时器过期之前，重传丢失的 Seq2。
• 最后，收到了 Seq2，此时因为 Seq3，Seq4，Seq5 都收到了，于是 Ack 回 6 。

所以，快速重传的工作方式是当收到三个相同的 ACK 报文时，会在定时器过期之前，重传丢失的报文段。

快速重传机制只解决了一个问题，就是超时时间的问题，但是它依然面临着另外一个问题。就是重传的时候，是重传之前的一个，还是重传所有的问题。

比如对于上面的例子，是重传 Seq2 呢？还是重传 Seq2、Seq3、Seq4、Seq5 呢？因为发送端并不清楚这连续的三个 Ack 2 是谁传回来的。

根据 TCP 不同的实现，以上两种情况都是有可能的。可见，这是一把双刃剑。

为了解决不知道该重传哪些 TCP 报文，于是就有  SACK 方法。

4.1.5 SACK方法

还有一种实现重传机制的方式叫： SACK （ Selective Acknowledgment 选择性确认）。

这种方式需要在 TCP 头部「选项」字段里加一个  SACK 的东西，它可以将缓存的地图发送给发送方，这样发送方就可以知道哪些数据收到了，哪些数据没收到，知道了这些信息，就可以只重传丢失的数据。

如下图，发送方收到了三次同样的 ACK 确认报文，于是就会触发快速重发机制，通过  SACK 信息发现只有  200~299 这段数据丢失，则重发时，就只选择了这个 TCP 段进行重复。

4.2 滑动窗口机制（重要）

4.2.1 使用滑动窗口的原因

我们都知道 TCP 是每发送一个数据，都要进行一次确认应答。当上一个数据包收到了应答了， 再发送下一个。但这样效率极低。

这样的传输方式有一个缺点：数据包的往返时间越长，通信的效率就越低。

为解决这个问题，TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下，它也不会降低网络通信的效率。

那么有了窗口，就可以指定窗口大小，窗口大小就是指【无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值】。
窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间，发送方主机在等到确认应答返回之前，必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答，此时数据就可以从缓存区清除。

假设窗口大小为  3 个 TCP 段，那么发送方就可以「连续发送」  3 个 TCP 段，并且中途若有 ACK丢失，可以通过「下一个确认应答进行确认」。如下图：

图中的 ACK 600 确认应答报文丢失，也没关系，因为可以通过下一个确认应答进行确认，只要发送方收到了 ACK 700 确认应答，就意味着 700 之前的所有数据「接收方」都收到了。这个模式就叫累计确认或者累计应答。

窗口大小由哪一方决定？

TCP 头里有一个字段叫  Window ，也就是窗口大小。

这个字段是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。
所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。
发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小，否则接收方就无法正常接收到数据。

4.2.2 发送方的滑动窗口

我们先来看看发送方的窗口，下图就是发送方缓存的数据，根据处理的情况分成四个部分，其中深蓝色方框是发送窗口，紫色方框是可用窗口：

• #1 是已发送并收到 ACK确认的数据：1~31 字节
• #2 是已发送但未收到 ACK确认的数据：32~45 字节
• #3 是未发送但总大小在接收方处理范围内（接收方还有空间）：46~51字节
• #4 是未发送但总大小超过接收方处理范围（接收方没有空间）：52字节以后

在下图，当发送方把数据「全部」都一下发送出去后，可用窗口的大小就为 0 了，表明可用窗口耗尽，在没收到 ACK 确认之前是无法继续发送数据了。

在下图，当收到之前发送的数据  32~36 字节的 ACK 确认应答后，如果发送窗口的大小没有变化，则滑动窗口往右边移动 5 个字节，因为有 5 个字节的数据被应答确认，接下来  52~56 字节又变成了可用窗口，那么后续也就可以发送  52~56 这 5 个字节的数据了。

程序是如何表示发送方的四个部分的呢？

TCP 滑动窗口方案使用三个指针来跟踪在四个传输类别中的每一个类别中的字节。其中两个指针是绝对指针（指特定的序列号），一个是相对指针（需要做偏移）。

• SND.WND ：表示发送窗口的大小（大小是由接收方指定的）；
• SND.UNA ：是一个绝对指针，它指向的是已发送但未收到确认的第一个字节的序列号，也就是#2 的第一个字节。

• SND.NXT ：也是一个绝对指针，它指向未发送但可发送范围的第一个字节的序列号，也就是 #3的第一个字节。

• 指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要  SND.UNA 指针加上  SND.WND 大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。

那么可用窗口大小的计算就可以是：

可用窗口大小 = SND.WND -（SND.NXT - SND.UNA）

4.2.3 接收方的滑动窗口

接下来我们看看接收方的窗口，接收窗口相对简单一些，根据处理的情况划分成三个部分：

• #1 + #2 是已成功接收并确认的数据（等待应用进程读取）；
• #3 是未收到数据但可以接收的数据；
• #4 未收到数据并不可以接收的数据；

其中三个接收部分，使用两个指针进行划分:

• RCV.WND ：表示接收窗口的大小，它会通告给发送方。
• RCV.NXT ：是一个指针，它指向期望从发送方发送来的下一个数据字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。
• 指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要  RCV.NXT 指针加上  RCV.WND 大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。

接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗？

并不是完全相等，接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。
因为滑动窗口并不是一成不变的。比如，当接收方的应用进程读取数据的速度非常快的话，这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小，是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传输过程是存在时延的，所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。

4.3 流量控制——滑动窗口应用（重要）

发送方不能无脑的发数据给接收方，要考虑接收方处理能力。

TCP 提供一种机制可以让「发送方」根据「接收方」的实际接收能力控制发送的数据量，这就是所谓的流量控制。

4.3.1 流量控制说明

为了简单起见，假设以下场景：

• 客户端是接收方，服务端是发送方
• 假设接收窗口和发送窗口相同，都为  200
• 假设两个设备在整个传输过程中都保持相同的窗口大小，不受外界影响

根据上图的流量控制，说明下每个过程：

1. 客户端向服务端发送请求数据报文。这里要说明下，本次例子是把服务端作为发送方，所以没有画出服务端的接收窗口。

2. 服务端收到请求报文后，发送确认报文和 80 字节的数据，于是可用窗口  Usable 减少为 120 字节，同时  SND.NXT 指针也向右偏移 80 字节后，指向 321，这意味着下次发送数据的时候，序列号是 321。

3. 客户端收到 80 字节数据后，于是接收窗口往右移动 80 字节， RCV.NXT 也就指向 321，这意味着客户端期望的下一个报文的序列号是 321，接着发送确认报文给服务端。

4. 服务端再次发送了 120 字节数据，于是可用窗口耗尽为 0，服务端无法再继续发送数据。

5. 客户端收到 120 字节的数据后，于是接收窗口往右移动 120 字节， RCV.NXT 也就指向 441，接着发送确认报文给服务端。

6. 服务端收到对 80 字节数据的确认报文后， SND.UNA 指针往右偏移后指向 321，于是可用窗口Usable 增大到 80。

7. 服务端收到对 120 字节数据的确认报文后， SND.UNA 指针往右偏移后指向 441，于是可用窗口Usable 增大到 200。

8. 服务端可以继续发送了，于是发送了 160 字节的数据后， SND.NXT 指向 601，于是可用窗口Usable 减少到 40。

9. 客户端收到 160 字节后，接收窗口往右移动了 160 字节， RCV.NXT 也就是指向了 601，接着发送确认报文给服务端。

10. 服务端收到对 160 字节数据的确认报文后，发送窗口往右移动了 160 字节，于是  SND.UNA 指针偏移了 160 后指向 601，可用窗口  Usable 也就增大至了 200。

实际上，发送窗口和接收窗口中所存放的字节数，都是放在操作系统内存缓冲区中的，而操作系统的缓冲区，会被操作系统调整。当应用进程没办法及时读取缓冲区的内容时，也会对我们的缓冲区造成影响。

4.3.2 操作系统的缓冲区对发送窗口与接收窗口产生的影响

（1）应用程序没有及时读取缓存时

考虑以下场景：

• 客户端作为发送方，服务端作为接收方，发送窗口和接收窗口初始大小为  360 ；
• 服务端非常的繁忙，当收到客户端的数据时，应用层不能及时读取数据。

根据上图的流量控制，说明下每个过程：
1. 客户端发送 140 字节数据后，可用窗口变为 220 （360 - 140）。
2. 服务端收到 140 字节数据，但是服务端非常繁忙，应用进程只读取了 40 个字节，还有 100 字节占用着缓冲区，于是接收窗口收缩到了 260 （360 - 100），最后发送确认信息时，将窗口大小通告给客户端。
3. 客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 260。
4. 客户端发送 180 字节数据，此时可用窗口减少到 80。
5. 服务端收到 180 字节数据，但是应用程序没有读取任何数据，这 180 字节直接就留在了缓冲区，于是接收窗口收缩到了 80 （260 - 180），并在发送确认信息时，通过窗口大小给客户端。
6. 客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 80。
7. 客户端发送 80 字节数据后，可用窗口耗尽。
8. 服务端收到 80 字节数据，但是应用程序依然没有读取任何数据，这 80 字节留在了缓冲区，于是接收窗口收缩到了 0，并在发送确认信息时，通过窗口大小给客户端。
9. 客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 0。

可见最后窗口都收缩为 0 了，也就是发生了窗口关闭。当发送方可用窗口变为 0 时，发送方实际上会定时发送窗口探测报文，以便知道接收方的窗口是否发生了改变，

（2）当服务端系统资源非常紧张的时候，操作系统可能会直接减少了接收缓冲区大小，这时应用程序又无法
及时读取缓存数据，那么这时候就有严重的事情发生了，会出现数据包丢失的现象。

说明下每个过程：
1. 客户端发送 140 字节的数据，于是可用窗口减少到了 220。
2. 服务端因为现在非常的繁忙，操作系统于是就把接收缓存减少了 120 字节，当收到 140 字节数据后，又因为应用程序没有读取任何数据，所以 140 字节留在了缓冲区中，于是接收窗口大小从360 收缩成了 100，最后发送确认信息时，通告窗口大小给对方。
3. 此时客户端因为还没有收到服务端的通告窗口报文，所以不知道此时接收窗口收缩成了 100，客户端只会看自己的可用窗口还有 220，所以客户端就发送了 180 字节数据，于是可用窗口减少到40。
4. 服务端收到了 180 字节数据时，发现数据大小超过了接收窗口的大小，于是就把数据包丢失了。
5. 客户端收到第 2 步时，服务端发送的确认报文和通告窗口报文，尝试减少发送窗口到 100，把窗口的右端向左收缩了 80，此时可用窗口的大小就会出现诡异的负值。

所以，【如果发生了先减少缓存，再收缩窗口，就会出现丢包的现象】。

为了防止这种情况发生，TCP 规定是不允许同时减少缓存又收缩窗口的，而是采用先收缩窗口，过段时
间再减少缓存，这样就可以避免了丢包情况。

4.3.3 窗口关闭

TCP 通过让接收方指明希望从发送方接收的数据大小（窗口大小）来进行流量制。

如果窗口大小为 0 时，就会阻止发送方给接收方传递数据，直到窗口变为非 0 为止，这就是窗口关闭。

（1）窗口关闭潜在的危险

接收方向发送方通告窗口大小时，是通过  ACK 报文来通告的。那么，当发生窗口关闭时，接收方处理完数据后，会向发送方通告一个窗口非 0 的 ACK 报文，如果这个通告窗口的 ACK 报文在网络中丢失了，那麻烦就大了。

这会导致发送方一直等待接收方的非 0 窗口通知，接收方也一直等待发送方的数据，如不采取措施，这种相互等待的过程，会造成了死锁的现象。

（2）TCP解决窗口关闭

为了解决这个问题，TCP 为每个连接设有一个持续定时器，只要 TCP 连接一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。

如果持续计时器超时，就会发送窗口探测 ( Window probe ) 报文，而对方在确认这个探测报文时，给出自己现在的接收窗口大小。

• 如果接收窗口仍然为 0，那么收到这个报文的一方就会重新启动持续计时器；
• 如果接收窗口不是 0，那么死锁的局面就可以被打破了。

窗口探测的次数一般为 3 次，每次大约 30-60 秒（不同的实现可能会不一样）。如果 3 次过后接收窗口还是 0 的话，有的 TCP 实现就会发  RST 报文来中断连接。

4.3.4 糊涂窗口综合征

如果接收方太忙了，来不及取走接收窗口里的数据，那么就会导致发送方的发送窗口越来越小。

到最后，如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个字节的窗口，而发送方会义无反顾地发送这几个字节，这就是糊涂窗口综合症。

要知道，我们的  TCP + IP 头有  40 个字节，为了传输那几个字节的数据，要达上这么大的开销，这太不经济了。

现举个糊涂窗口综合症的栗子，考虑以下场景：

接收方的窗口大小是 360 字节，但接收方由于某些原因陷入困境，假设接收方的应用层读取的能力如
下：

• 接收方每接收 3 个字节，应用程序就只能从缓冲区中读取 1 个字节的数据；
• 在下一个发送方的 TCP 段到达之前，应用程序还从缓冲区中读取了 40 个额外的字节；

每个过程的窗口大小的变化，在图中都描述的很清楚了，可以发现窗口不断减少了，并且发送的数据都是比较小的了。

所以，糊涂窗口综合症的现象是可以发生在发送方和接收方：

• 接收方可以通告一个小的窗口
• 而发送方可以发送小数据

于是，要解决糊涂窗口综合症，就解决上面两个问题就可以了：

（1）让接收方不通告小窗口给发送方

当「窗口大小」小于 min( MSS，缓存空间/2 ) ，也就是小于 MSS 与 1/2 缓存大小中的最小值时，就会向发送方通告窗口为  0 ，也就阻止了发送方再发数据过来。

等到接收方处理了一些数据后，窗口大小 >= MSS，或者接收方缓存空间有一半可以使用，就可以把窗口打开让发送方发送数据过来。

（2）让发送方避免发送小数据

使用 Nagle 算法，该算法的思路是延时处理，它满足以下两个条件中的一条才可以发送数据：

• 要等到窗口大小 >=  MSS 或是 数据大小 >=  MSS
• 收到之前发送数据的  ack 回包

只要没满足上面条件中的一条，发送方一直在囤积数据，直到满足上面的发送条件。

另外，Nagle 算法默认是打开的，如果对于一些需要小数据包交互的场景的程序，比如，telnet 或 ssh这样的交互性比较强的程序，则需要关闭 Nagle 算法。

可以在 Socket 设置  TCP_NODELAY 选项来关闭这个算法（关闭 Nagle 算法没有全局参数，需要根据每个应用自己的特点来关闭）

setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char *)&value, sizeof(int));

4.3 拥塞控制

前面的流量控制是避免「发送方」的数据填满「接收方」的缓存，但是并不知道网络的中发生了什么。

在网络出现拥堵时，如果继续发送大量数据包，可能会导致数据包时延、丢失等，这时 TCP 就会重传数据，但是一重传就会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大....

所以，TCP 不能忽略网络上发生的事，它被设计成一个无私的协议，当网络发送拥塞时，TCP 会自我牺牲，降低发送的数据量。

于是，就有了拥塞控制，控制的目的就是避免「发送方」的数据填满整个网络。

4.3.1 拥塞控制介绍

为了在「发送方」调节所要发送数据的量，定义了一个叫做「拥塞窗口」的概念。

拥塞窗口 cwnd是发送方维护的一个的状态变量，它会根据网络的拥塞程度动态变化的。

前面提到过发送窗口  swnd 和接收窗口  rwnd 是约等于的关系，那么由于加入了拥塞窗口的概念后，此时发送窗口的值是swnd = min(cwnd, rwnd)，也就是拥塞窗口和接收窗口中的最小值。

拥塞窗口  cwnd 变化的规则：

• 只要网络中没有出现拥塞， cwnd 就会增大；
• 但网络中出现了拥塞， cwnd 就减少；

只要「发送方」没有在规定时间内接收到 ACK 应答报文，也就是发生了超时重传，就会认为网络出现了拥塞。

4.3.2 拥塞控制算法

拥塞控制主要是四个算法：慢启动、拥塞避免、拥塞发生、快速恢复

（1）慢启动

TCP 在刚建立连接完成后，首先是有个慢启动的过程，这个慢启动的意思就是一点一点的提高发送数据包的数量。

慢启动的算法记住一个规则就行：当发送方每收到一个 ACK，拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1。

这里假定拥塞窗口  cwnd 和发送窗口  swnd 相等：

• 连接建立完成后，一开始初始化  cwnd = 1 ，表示可以传一个  MSS 大小的数据。
• 当收到一个 ACK 确认应答后，cwnd 增加 1，于是一次能够发送 2 个
• 当收到 2 个的 ACK 确认应答后， cwnd 增加 2，于是就可以比之前多发2 个，所以这一次能够发送 4 个
• 当这 4 个的 ACK 确认到来的时候，每个确认 cwnd 增加 1， 4 个确认 cwnd 增加 4，于是就可以比之前多发 4 个，所以这一次能够发送 8 个。

可以看出慢启动算法，发包的个数是指数性的增长。

有一个叫慢启动门限  ssthresh （slow start threshold）状态变量。

• 当  cwnd <  ssthresh 时，使用慢启动算法。
• 当  cwnd >=  ssthresh 时，就会使用「拥塞避免算法」。

（2）拥塞避免算法

一般来说  ssthresh 的大小是  65535 字节。

那么进入拥塞避免算法后，它的规则是：每当收到一个 ACK 时，cwnd 增加 1/cwnd。

接上前面的慢启动的例子，现假定  ssthresh 为  8 ：

• 当 8 个 ACK 应答确认到来时，每个确认增加 1/8，8 个 ACK 确认 cwnd 一共增加 1，于是这一次能够发送 9 个  MSS 大小的数据，变成了线性增长。

可以发现，拥塞避免算法就是将原本慢启动算法的指数增长变成了线性增长，还是增长阶段，但是增长速度缓慢了一些。

就这么一直增长着后，网络就会慢慢进入了拥塞的状况了，于是就会出现丢包现象，这时就需要对丢失的数据包进行重传。

当触发了重传机制，也就进入了「拥塞发生算法」。

（3）拥塞发生算法

当网络出现拥塞，也就是会发生数据包重传，重传机制主要有两种：

• 超时重传
• 快速重传

这两种使用的拥塞发送算法是不同的。

①当发生了「超时重传」，则就会使用拥塞发生算法。

这个时候，ssthresh 和 cwnd 的值会发生变化：
ssthresh 设为  cwnd/2 ，cwnd 重置为  1

接着，就重新开始慢启动，慢启动是会突然减少数据流的。这真是一旦「超时重传」，马上回到解放前。

但是这种方式太激进了，反应也很强烈，会造成网络卡顿。

②发生快速重传时的拥塞发生算法

前面我们讲过「快速重传算法」。当接收方发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的 ACK，于是发送端就会快速地重传，不必等待超时再重传。

TCP 认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分，则  ssthresh 和  cwnd 变化如下：

• cwnd = cwnd/2 ，也就是设置为原来的一半;
• ssthresh = cwnd ;

进入快速恢复算法

（4）快速恢复算法

快速重传和快速恢复算法一般同时使用，快速恢复算法是认为，你还能收到 3 个重复 ACK 说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像  RTO 超时那么强烈。

正如前面所说，进入快速恢复之前， cwnd 和  ssthresh 已被更新了：

• cwnd = cwnd/2 ，也就是设置为原来的一半;
• ssthresh = cwnd ;

然后，进入快速恢复算法如下：

• 拥塞窗口  cwnd = ssthresh + 3 （ 3 的意思是确认有 3 个数据包被收到了）；
• 重传丢失的数据包；
• 如果再收到重复的 ACK，那么 cwnd 增加 1；
• 如果收到新数据的 ACK 后，把 cwnd 设置为第一步中的 ssthresh 的值，原因是该 ACK 确认了新的数据，说明从 duplicated 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；

 

【拥塞算法全流程示意图】

 注：文章内容来自谢希仁《计算机网络第六版》 与 微信公众号：小林coding图解系列 与 多来源 计网ppt