tcp利用什么实现流量控制(TCP使用什么进行流量控制)

1.采用面向连接的三次握手实现可靠对象传输。 2.使用数据窗口机制协商队列大小实现数据队列传输。 3.通过序列化应答和必要时重发数据包，TCP 为应用程序提供了可靠的传输流和虚拟连接服务。 下面是找到的长篇大论中比较好的文章： 一、TCP协议

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:<>

TCP的可靠传输是基于连续ARQ协议的，ARQ协议中有两个重要的概念：滑动窗口和累计确认。但是我认为TCP能实现可靠传输不仅仅是靠连续ARQ协议，还依靠了：1.通过三次握手、四次挥手来保证信道的可连接性 ；2.采用停止等待协议、连续ARQ协议（自动重传）来保证数据的正确性；3.序列号和确认应答号保证了数据的有序性，4.校验和：如果收到字节的检验和有差错，TCP 将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段。TCP通过三次握手来确定这是一个可靠的连接，三次握手的目的是为了确定客户端和服务端都有正常的【收发】能力，即客户端可以发送和接收消息，服务器也可以发送和接收消息。那么如果只有两次握手，则【客户端】的【接收】能力并没有得到确认，不能确定这是一个可靠的连接。同时，为了实现可靠数据传输， TCP 协议的通信双方， 都必须维护一个序列号， 以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的。 三次握手的过程即是通信双方相互告知序列号起始值， 并确认对方已经收到了序列号起始值的必经步骤，如果只是两次握手， 至多只有连接发起方的起始序列号能被确认， 另一方选择的序列号则得不到确认。这三个协议的目的，都是为了保证了客户端和服务器的数据，能确保传送到对面。如果数据在中途丢失或者延迟，则需要重新发送，一直到对面接收到为止。A每发送完一个报文M，就等候B对其确认；如果没收到确认，则不能继续发送，收到确认后再继续发送。缺点是一个个字节发送效率太低。数组分组在传输过程中发生错误时有两种情况：在这两种情况下，接收方都不会发送任何信息。发送方在一定时间内没有收到确认，就认为分组丢失，然后重传该数据分组，这就叫超时重传。停止等待ARQ协议就是通过这种确认和重传的机制，在不可靠的网络上实现可靠通信。显然，每次只发送一个报文然后等待确认效率太低。连续 ARQ 协议可提高信道利用率。发送方维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可以连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累计确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组为止的所有分组都已经正确收到了。如果中间发生丢失包的情况，A需要回退到确认的报文重新发送。A的发送窗口大小是根据B接受窗口设置的。也就是说A发送的报文速度不能超过B处理报文的速度。TCP中对于超时重传时间的选择是根据平均往返时间RTT来计算的。也就是说，如果A超过一个报文平均往返时间没有收到确认，就会重新发送报文。选择重传ARQ协议是指在接收方收到未按序排列的数据流时，通知发送方重传缺失的数据，而不是重传全部数据。TCP数据段首部中添加选择确认选项SACK可以实现该目的。如图所示，假设上述分组都在发送窗口中，收到三个不连续的分组。三个分组的边界分别为：[4000,5001]、[6000,7001]、[8000,9001]。在建立TCP连接时，连接双方先商定好，在首部选项中加入“允许SACK”的选项。在之后的TCP报文段中增加SACk选项，以便接收方向发送方报告不连续的字节块的边界。因为序号是32位，因此指明一个边界需要4个字节，说明一个字节块的边界需要8个字节。另外需要一个字节指明是SACK选项，一个字节指明这个选项的大小。TCP报文段首部选项最大为40个字节，因此最多指明4个字节块的边界信息。TCP标准并未指明发送方应该如何响应SACK，因此大多数实现还是重传所有未被确认的数据分组。利用滑动窗口机制可以实现对发送方的流量控制。在TCP连接建立时，接收方会在确认报文段中给出自己接收窗口的大小。在每次发送确认报文时能够根据情况动态调整接收窗口的大小，并将告知发送方。如下图所示：发送方发送序号从1开始的100字节的数据，接收方在确认报文中声明自身的接收窗口大小为300字节。之后发送方发送300字节数据，接收方在确认报文中声明自身接收窗口大小调整为50字节。发送方再发送50字节数据之后，收到接收方传来的确认报文，在该报文中声明接收窗口为0。在接收方接收窗口为0时，发送方不再发送数据，直到接收方发送确认报文表明窗口大小发生改变。可是这个确认报文不一定能够被发送方接收到，如果一旦该确认报文丢失，双方都将处于等待中，形成死锁。为防止这种情况出现，TCP规定在收到对方接受窗口为0时，启动一个坚持定时器周期性的发送探测报文，以确定对方接收窗口为0的状态是否改变。另外，TCP标准规定：接收方接收窗口为0时，不再接收正常数据，但是可以接收零窗口探测报文段、确认报文段、携带紧急数据的报文段。当主机开始发送数据时，如果立即将较大的发送窗口的全部数据注入网路中，那么由于不清楚网络的情况，有可能引起拥塞。比较好的方式是试探一下，即从小到大逐渐增大发送端的拥塞控制窗口数值。cwnd以指数增长的形式增长。接收方收到M1之后发送对M1的确认报文，M2报文丢失，之后接收方收到M3、M4、M5时每次都发送对M1报文的重复确认。快重传算法规定当收到三次重复确认后，发送方就认为M2报文段丢失，立即重传M2报文段。

上文 浅谈TCP（1）：状态机与重传机制 介绍了TCP的状态机与重传机制。本文介绍 流量控制 （Flow Control，简称流控）与 拥塞控制 （Congestion Control）。TCP依此保障网络的 QOS （Quality of Service）。根据前文对TCP超时重传机制的介绍，我们知道Timeout的设置对于重传非常重要：而且，这个超时时间在不同的网络环境下不同，必须动态设置。为此，TCP引入了 RTT （Round Trip Time，环回时间）：一个数据包从发出去到回来的时间。这样，发送端就大约知道正常传输需要多少时间，据此计算 RTO （Retransmission TimeOut，超时重传时间）。 听起来似乎很简单：在发送方发包时记下t0，收到接收方的Ack时记一个t1，于是RTT = t1 – t0。然而，这只是一个采样，不能代表网络环境的普遍情况。RFC793 中定义了一个 经典算法 ：经典算法描述了RTO计算的基本思路，但还有一个重要问题：RTT的采样取“第一次发Seq+收Ack的时间”，还是“重传Seq+收Ack的时间”？如图：问题的本质是：发送方无法区分收到的Ack对应第一次发的Seq还是重传的Seq（进入网络就都一样了）。针对该问题， Karn / Partridge 算法选择回避重传的问题： 忽略重传的样本，RTT的采样只取未产生重传的样本 。简单的忽略重传样本也有问题：假设当前的RTO很小，突然发生网络抖动，延时剧增导致要重传所有的包；由于忽略重传样本，RTO不会被更新，于是继续重传使网络更加拥堵；拥堵导致更多的重传，恶性循环直至网络瘫痪。Karn / Partridge算法用了一个取巧的办法： 只要一发生重传，就将现有的RTO值翻倍（指数回退策略），待网络恢复后再仿照经典算法逐渐平滑以降低RTO 。该算法已经做到可用，然而网络抖动对性能的影响比较大。前面两种算法均使用加权移动平均算法做平滑，这种方法的最大问题是：很难发现RTT值上的较大波动，因为被平滑掉了（1 - a比较小，即最新RTT的权重小）。针对该问题， Jacobson / Karels 算法引入了最新采样的RTT值和平滑过的SRTT值的差距做因子，即 DevRTT （Deviation RTT，RTT的偏离度），同时考虑SRTT带来的惯性和DevRTT带来的波动：Linux 2.6采用该算法计算RTO，默认取α = 0.125, β = 0.25, μ = 1, ∂ = 4（玄学调参，你懂的）。TCP使用 滑动窗口 （Sliding Window）做流量控制与 乱序重排 。乱序重排在TCP的重传机制中已经介绍，下面介绍流量控制。TCP头里有一个字段叫Window（或Advertised Window）， 用于接收方通知发送方自己还有多少缓冲区可以接收数据 。发送方根据接收方的处理能力来发送数据，不会导致接收方处理不过来，是谓流量控制。暂且把Advertised Window当做滑动窗口，更容易理解滑动窗口如何完成流量控制，后面介绍拥塞控制时再说明二者的区别。观察TCP协议的发送缓冲区和接收缓冲区：假设位置序号从左向右增长（常见的读、写缓冲区设计），解释一下：据此在接收方计算 AdvertisedWindow ，在发送方计算 EffectiveWindow ：AdvertisedWindow衡量接收方还能接收的数据量，发送方要根据AdvertisedWindow决定接下来发送的数据量上限，即EffectiveWindow（可能为0）。由于乱序问题的存在，LastByteRcvd可能指向Seq(LastByteSent)，而Seq(LastByteAcked + 1)至Seq(LastByteSent - 1)都还在路上 ，即将到达接收方，最好的情况是不丢包（丢包后会重传）， 则LastByteRcvd之后、接收缓冲区边界之前的空间就是发送方下一次发送数据的长度上限 （重传不属于下一次发送），因此， AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – (LastByteRcvd - LastByteRead) 。LastByteRcvd还可能指向Seq(LastByteAcked)（一个新包都没有收到） ，显然AdvertisedWindow的公式不变， 而Seq(LastByteAcked + 1)至Seq(LastByteSent)都还在路上 ，未来将到达接收方，进入接收缓冲区，则“还在路上的Seq(LastByteAcked + 1)至Seq(LastByteSent)”不应超过接收缓冲区的剩余空间AdvertisedWindow（目前等于MaxRcvBuffer），这要求的是上一次发送满足LastByteSent - LastByteAcked ≤ AdvertisedWindow， 那么LastByteSent之后、接收缓冲区剩余空间边界之前的空间就是发送方窗口内剩余可发送数据的长度上限 ，因此， EffectiveWindow = AdvertisedWindow - (LastByteSent - LastByteAcked) 。以下是一个发送缓冲区的滑动窗口：上图分为4个部分：其中， #2 + #3 组成了滑动窗口，总大小不超过AdvertisedWindow，二者比例受到接收方的处理速度与网络情况的影响（如果丢包严重或处理速度慢于发送速度，则 #2:#3 会越来越大）。以下是一个AdvertisedWindow的调整过程，EffectiveWindow随之变化：上图，我们可以看到一个处理缓慢的Server（接收端）是怎么把Client（发送端）的发送窗口size给降成0的。对于接收方来说，此时接收缓冲区确实已经满了，因此令发送方的发送窗口size降为0以暂时禁止发送是合理的。那么，等接收方的接收缓冲区再空出来，怎么通知发送方新的window size呢？针对这个问题，为TCP设计了ZWP技术（Zero Window Probe，零窗通告）：发送方在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来Ack他的Window尺寸；ZWP的重传也遵循指数回退策略，默认重试3次；如果3次后window size还是0，则认为接收方出现异常，发RST重置连接（部分文章写的是重试到window size正常？？？）。注意：只要有等待的地方都可能出现DDoS攻击，Zero Window也不例外。一些攻击者会在和服务端建好连接发完GET请求后，就把Window设置为0，于是服务端就只能等待进行ZWP；然后攻击者再大量并发发送ZWP，把服务器端的资源耗尽。（客户端等待怎么耗服务端？？？）为什么要进行拥塞控制？假设网络已经出现拥塞，如果不处理拥塞，那么延时增加，出现更多丢包，触发发送方重传数据，加剧拥塞情况，继续恶性循环直至网络瘫痪。可知，拥塞控制与流量控制的适应场景和目的均不同。拥塞发生前，可避免流量过快增长拖垮网络；拥塞发生时，唯一的选择就是降低流量。主要使用4种算法完成拥塞控制：算法1、2适用于拥塞发生前，算法3适用于拥塞发生时，算法4适用于拥塞解决后（相当于拥塞发生前）。在正式介绍上述算法之前，先补充下 rwnd （Receiver Window，接收者窗口）与 cwnd （Congestion Window，拥塞窗口）的概念：介绍流量控制时，我们没有考虑cwnd，认为发送方的滑动窗口最大即为rwnd。实际上， 需要同时考虑流量控制与拥塞处理，则发送方窗口的大小不超过 min{rwnd, cwnd}。下述4种拥塞控制算法只涉及对cwnd的调整，同介绍流量控制时一样，暂且不考虑rwnd，假定滑动窗口最大为cwnd；但读者应明确rwnd、cwnd与发送方窗口大小的关系。慢启动算法 （Slow Start）作用在拥塞产生之前： 对于刚刚加入网络的连接，要一点一点的提速，不要妄图一步到位 。如下：因此，如果网速很快的话，Ack返回快，RTT短，那么，这个慢启动就一点也不慢。下图说明了这个过程：前面说过，当cwnd >= ssthresh（通常ssthresh = 65535）时，就会进入 拥塞避免算法 （Congestion Avoidance）： 缓慢增长，小心翼翼的找到最优值 。如下：慢启动算法主要呈指数增长，粗犷型，速度快（“慢”是相对于一步到位而言的）；而拥塞避免算法主要呈线性增长，精细型，速度慢，但更容易在不导致拥塞的情况下，找到网络环境的cwnd最优值。慢启动与拥塞避免算法作用在拥塞发生前，采取不同的策略增大cwnd；如果已经发生拥塞，则需要采取策略减小cwnd。那么，TCP如何判断当前网络拥塞了呢？很简单，如果发送方发现有Seq发送失败（表现为“丢包”），就认为网络拥塞了。丢包后，有两种重传方式，对应不同的网络情况，也就对应着两种拥塞发生时的控制算法：可以看到，不管是哪种重传方式，ssthresh都会变成cwnd的一半，仍然是 指数回退，待拥塞消失后再逐渐增长回到新的最优值 ，总体上在最优值（动态）附近震荡。回退后，根据不同的网络情况，可以选择不同的恢复算法。慢启动已经介绍过了，下面介绍快速恢复算法。如果触发了快速重传，即发送方收到至少3次相同的Ack，那么TCP认为网络情况不那么糟，也就没必要提心吊胆的，可以适当大胆的恢复。为此设计 快速恢复算法 （Fast Recovery），下面介绍TCP Reno中的实现。回顾一下，进入快速恢复之前，cwnd和sshthresh已被更新：然后，进入快速恢复算法：下面看一个简单的图示，感受拥塞控制过程中的cwnd变化：

流量控制： 1、流量控制是管理两端的流量，以免会产生发送过块导致收端溢出，或者因收端处理太快而浪费时间的状态。用的是：滑动窗口，以字节为单位2、窗口有3种动作：展开（右边向右），合拢（左边向右），收缩（右边向左）这三种动作受接收端的控制。合拢：表示已经收到相应字节的确认了展开：表示允许缓存发送更多的字节收缩（非常不希望出现的，某些实现是禁止的）：表示本来可以发送的，现在不能发送；但是如果收缩的是那些已经发出的，就会有问题；为了避免，收端会等待到缓存中有更多缓存空间时才进行通信。发端窗口的大小取决于收端的窗口大小rwnd（TCP报文的窗口大小字段）和拥塞窗口大小cwnd（见拥塞控制）发端窗口大小 = min{ rwnd , cwnd };3、关闭窗口：窗口缩回有个例外，就是发送rwnd=0表示暂时不愿意接收数据。这种情况下，发端不是把窗口收缩，二是停止发送数据。（为了比避免死锁，会用一些探测报定时发送试探，见定时器一节）4、问题：某些时候，由于发端或收端的数据很慢，会引起大量的1字节数据痛惜，浪费很多资源。（1）、发端的进程产生数据很慢时候，时不时的来个1字节数据，那么TCP就会1字节1字节的发送，效率很低。解决方法（Nagle算法）：a、将第一块数据发出去b、然后等到发送缓存有足够多的数据（最大报文段长度），或者等到收端确认的ACK时再发送数据。c、重复b的过程（2）、收端进程由于消耗数据很慢，所以可能会有这么一种情况，收端会发送其窗口大小为1的信息，然后有是1字节的传输解决办法（2种）a、Clark方法：在接收缓存的一半变空，或者有足够空间放最大报文长度之前，宣告接收窗口大小为0b、推迟确认：在对收到的报文段确认之前等待到足够的接收缓存，或者等待到一个时间段（现在一般定义500ms）拥塞控制：1、如果网络上的负载（发送到网络上的分组数）大于网络上的容量（网络同时能处理的分组数），就可能引起拥塞，判断网络拥塞的两个因素：延时和吞吐量。拥塞控制机制是：开环（预防）和闭环（消除）（见网络原理相关书籍，略）tcp处理拥塞的三种策略：慢启动（指数增大），拥塞避免（加法增大），拥塞检测（除2减少，或叫做乘法减少）2、慢启动：指数增大/* ssthresh是慢开始门限，slow start threshold表示一个上限，一般的实现为65535B */cwnd = 1;(1表示一个MSS报文段，不是一个字节)while （ cwnd < ssthresh )if（ 发出的报文段确认 ）cwd *= 2;3、拥塞避免：加法增大当到达ssthresh之后，就是加法阶段了，每收到一个确认，cwd += 1；4、拥塞检测：乘法减少（除2减少）当报文需要重传时，说明拥塞可能发生了，由于重传有2种情况，所以也分两种处理（1）、由于超时重传，这是拥塞的可能性比较大，如下做强反映调整a、 ssthresh /= 2;b、 cwnd = 1；重新慢启动过程（2）、由于收到3个重复的ACK的重传，采取弱反映：a、ssthresh /= 2;b、cwnd = ssthresh;c、开始拥塞避免过程差错控制：1、TCP必须保证数据：按序，没有差错，没有部分丢失，没有重复的交给应用层。方法就是：校验和，确认，超时重传2、校验和：和UDP的做法一样，也要伪首部，和UDP不同的是这个功能在TCP中是必须的3、确认：ACK的确认机制（下面是一些原则）a、ACK报文不需要确认，也不消耗序号b、当一端发送数据时，尽量包含捎带确认。c、收端推迟发送ACK报文段，如果仅有一个未确认的按序报文段；延迟到500ms，或者有第二个报文段接收时（转d），或者有数据要发送时（转b）d、任何时候,不能有两个（以上）未确认的报文段（就是说如果收端有两个未确认的按序报文段，就马上发送ACK报文段进行确认）e、当收到一个序号比期望序号还大的报文段时，马上发送ACK，让发端进行快重传f、收到重复的报文段，就立即发送确认(解决ACK丢失问题)g、丢失的报文段到达，发送确认，表示已经收到了丢失的报文4、确认类型累计确认：收端忽略掉所有失序报文，告知发端他期待下一个收到的序号，叫做肯定累计ACK。肯定是说：丢弃的，丢失的，重复的都不报告。选择确认（SACK）：在某些新TCP实现里面实现了这个东西，报告失序和重复的数据，作伪TCP首部选项字段的一部分。5、重传（两种情况） ： 重传定时器时间到，或者 发端收到重复的三个ACK（快重传） 给分儿，采纳
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