tcp如何实现拥塞控制(简述tcp流量控制和拥塞控制的不同)

TCP（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。为了通过IP数据报实现可靠性传输，需要考虑很多事情，侧如数据的破坏、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通过校验和、序列号、确认应答、重发控制、连接管理、以及窗口控制等机制来实现可靠性传输。TCP建立连接的实质是，主机A和主机B告知彼此的第一个发送字节的初始序列号，建立连接后对每一个发送的字节都需要以初始序列号为基点进行编号，需要对方来确认每一个字节编号都已经成功接收，双方初始序列号是由操作系统动态生成的随机的值，一般每个TCP 会话都会有不一样的初始序列号，占四个字节。TCP通过肯定的确认应答(ACK) 实现可靠的数据传输。当发送端将数据发出之后会等待对端的确认应答。如果有确认应答，说明数据已经成功到达对端。反之，则数据丢失的可能性很大。在一定时间内没有等到确认应答，发送端就可以认为数据已经丢失，并进行重发由此，即使产生了丢包，仍然能够保证数据能够到达对端，实现可靠传输。如果数据被重发之后若还是收不到确认应答，则进行再次发送。此时确认应答的时间将会以2倍、4信的指数函数延长。达到一定次数后，如果任没有任何确认应答返回，就会判断为网络发生异常，强制关闭连接，并且通知应用通信异常强行终止。发送端根据自己的实际情况发送数据。但是，接收端可能收到的是一个毫无关系的数据包又可能会在处理其他问题上花费一些时间。因此在为这个数据包做其他处理时会耗费一些时间，甚至在高负荷的情况下无法接收任何数据。如此一来，如果接收端将本应该接收的数据丢弃的话，就又会触发重发机制，从而导致网络流量的无端浪费。为了防止这种现象的发生，TCP 提供一种机制可以让发送端根据接收端的实际接收能力控制发送的数据量。这就是所谓的流控制。它的具体操作是，接收端主机向发送端主机通知自己可以接收数据的大小，于是发送端会发送不超过这个限度的数据。该大小限度就被称作窗口大小。在前面6.4.6 节中所介绍的窗口大小的值就是由接收端主机决定的。TCP 首部中，专门有一个字段用来通知窗口大小。接收主机将自己可以接收的缓冲区大小放人这个字段中通知给发送端。这个字段的值越大，说明网络的吞吐量越高。不过，接收端的这个缓冲区一旦面临数据溢出时，窗口大小的值也会随之被设置为一个更小的值通知给发送端，从而控制数据发送量。也就是说，发送端主机会根据接收端主机的指示，对发送数据的量进行控制。这也就形成了一个完整的TCP 流控制(流量控制)。因为 TCP 的窗口控制，收发主机之间即使不再以一个数据段为单位发送确认应答，也能够连续发送大量数据包。然而，如果在通信刚开始时就发送大量数据，也可能会引发其他问题。一般来说，计算机网络都处在一个共享的环境。因此也有可能会因为其他主机之间的通信使得网络拥堵。在网络出现拥堵时，如果突然发送一个较大量的数据，极有可能会导致整个网络的瘫痪。TCP 为了防止该问题的出现，在通信一开始时就会通过一个叫做慢启动的算法得出的数值，对发送数据量进行控制。首先，为了在发送端调节所要发送数据的量，定义了一个叫做“拥塞窗口”的概念。于是在慢启动的时候，将这个拥塞窗口的大小设置为1个数据段发送数据，之后每收到一次确认应答(ACK)，拥塞窗口的值就加1MSS。在发送数据包时，将拥塞窗D的大小与接收端主机通知的窗口大小做比较，然后按照它们当中较小那个值，发送比其还要小的数据量。如果重发采用超时机制，那么拥塞窗口的初始值可以设置为1以后再进行慢启动修正。有了上述这些机制，就可以有效地减少通信开始时连续发包导致的网络拥堵，还可以避免网络拥塞情况的发生。慢启动算法的基本思想是当TCP开始在一个网络中传输数据或发现数据丢失并开始重发时，首先慢慢的对网路实际容量进行试探，避免由于发送了过量的数据而导致阻塞。主机发送了一个报文后就要停下来等待应答，每收到一个应答，拥塞窗口就增加一段长度，直至等于设定的阈值。比如我们可以先让发送方发一个包，等这个包被 ack 之后，我们再发 2 个包，这 2 个被 ack 之后再发 4 个包，以此类推，让一次所发的包数量慢慢增加，这就是慢启动。谈 TCP 离不开 窗口的概念，有 congestion window，receive window，sliding window 等等。window 是以 tcp segment 数量为单位，我们可以说当前 window 值由几个 tcp 包构成，而当我们说 window size 的时候，又是在说一个 window 所包含的字节数。window size 除了和 tcp segment 的数量有关之外，还和单个 tcp segment 的最大 size 有关，即 MSS 值。发送方的 Window 大小称之为 CWND（congestion window），接收方的 Window 大小称之为 RWND（receiver window，或 advertised window）。CWND 表示当前发送方可以发送多少个 TCP 包，而 RWND 表示当前接收方还能接收多少个 TCP 包。值得注意的是，CWND 是一个发送方本地的值，并不会在网络上传输。而 RWND 则是由接收方告知发送方的，是存在于 TCP 包的协议中，会通过网络传输。比如，A主机发送给B window 大小为8192，意思是：B主机最多可以连续发送8192 字节给A主机（一般来说，8192字节就是A主机的接收缓冲区大小），如果B主机不小心发送超过8192字节，如果application 没有及时取走，则超过 8192 自己数据可能会因为A主机的接收缓冲区满而被丢弃，所以B主机会严格遵守A的 RWND 的大小，如果A主机通告它的window大小为 0，则B主机一定不会发送数据。TCP首部中 Window Size 占两个byte，最大值为65535。MTU： Maximum Transmit Unit，最大传输单元，即物理接口（数据链路层）提供给其上层（通常是IP层）最大一次传输数据的大小；以普遍使用的以太网接口为例，缺省MTU=1500 Byte，这是以太网接口对IP层的约束，如果IP层有<=1500 byte 需要发送，只需要一个IP包就可以完成发送任务；如果IP层有> 1500 byte 数据需要发送，需要分片才能完成发送，这些分片有一个共同点，即IP Header ID相同。MSS：Maximum Segment Size ，TCP提交给IP层最大分段大小，不包含TCP Header和 TCP Option，只包含TCP Payload ，MSS是TCP用来限制application层最大的发送字节数。如果底层物理接口MTU= 1500 byte，则 MSS = 1500- 20(IP Header) -20 (TCP Header) = 1460 byte，如果application 有2000 byte发送，需要两个segment才可以完成发送，第一个TCP segment = 1460，第二个TCP segment = 540。Persist Timer: 用于周期探测对方receiver window size 是否依然为0的定时器。比如，A主机通告它的window大小为 0，则B一定不会发送数据。B主机也不会一直等下去，如果一直等下去则会发生死锁。为了防止这种情况的死锁发生，发送者使用了一个持续计时器（persiet timer）来周期性的询问接收者是否已增加了窗口。从发送者发出的这些段称为窗口探测（window probes）。在iOS设备上抓包比较方便，除了常用的，如：Charles、Paw 等软件外，我们还可以使用tcpdump。以下是抓包的步骤：（待续）

TCP window机制
TCP的拥塞控制 1.拥塞：即对资源的需求超过了可用的资源。若网络中许多资源同时供应不足，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量随之负荷的增大而下降。拥塞控制：防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。拥塞控制所要做的都有一个前提：网络能够承受现有的网络负荷。拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。流量控制：指点对点通信量的控制，是端到端正的问题。流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。拥塞控制代价：需要获得网络内部流量分布的信息。在实施拥塞控制之前，还需要在结点之间交换信息和各种命令，以便选择控制的策略和实施控制。这样就产生了额外的开销。拥塞控制还需要将一些资源分配给各个用户单独使用，使得网络资源不能更好地实现共享。2. 几种拥塞控制方法慢开始( slow-start )、拥塞避免( congestion avoidance )、快重传( fast retransmit )和快恢复( fast recovery )。2.1 慢开始和拥塞避免发送方维持一个拥塞窗口 cwnd ( congestion window )的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞。发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。慢开始算法：当主机开始发送数据时，如果立即所大量数据字节注入到网络，那么就有可能引起网络拥塞，因为现在并不清楚网络的负荷情况。因此，较好的方法是先探测一下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就是说，由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。通常在刚刚开始发送报文段时，先把拥塞窗口 cwnd 设置为一个最大报文段MSS的数值。而在每收到一个对新的报文段的确认后，把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd ，可以使分组注入到网络的速率更加合理。每经过一个传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就加倍。一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间RTT。不过“传输轮次”更加强调：把拥塞窗口cwnd所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。另，慢开始的“慢”并不是指cwnd的增长速率慢，而是指在TCP开始发送报文段时先设置cwnd=1，使得发送方在开始时只发送一个报文段（目的是试探一下网络的拥塞情况），然后再逐渐增大cwnd。为了防止拥塞窗口cwnd增长过大引起网络拥塞，还需要设置一个慢开始门限ssthresh状态变量（如何设置ssthresh）。慢开始门限ssthresh的用法如下：当 cwnd < ssthresh 时，使用上述的慢开始算法。当 cwnd > ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。当 cwnd = ssthresh 时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞控制避免算法。拥塞避免算法：让拥塞窗口cwnd缓慢地增大，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是加倍。这样拥塞窗口cwnd按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是没有收到确认），就要把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把拥塞窗口cwnd重新设置为1，执行慢开始算法。这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。如下图，用具体数值说明了上述拥塞控制的过程。现在发送窗口的大小和拥塞窗口一样大。<1>. 当TCP连接进行初始化时，把拥塞窗口cwnd置为1。前面已说过，为了便于理解，图中的窗口单位不使用字节而使用报文段的个数。慢开始门限的初始值设置为16个报文段，即 cwnd = 16 。<2>. 在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd 的初始值为1。以后发送方每收到一个对新报文段的确认ACK，就把拥塞窗口值另1，然后开始下一轮的传输（图中横坐标为传输轮次）。因此拥塞窗口cwnd随着传输轮次按指数规律增长。当拥塞窗口cwnd增长到慢开始门限值ssthresh时（即当cwnd=16时），就改为执行拥塞控制算法，拥塞窗口按线性规律增长。<3>. 假定拥塞窗口的数值增长到24时，网络出现超时（这很可能就是网络发生拥塞了）。更新后的ssthresh值变为12（即变为出现超时时的拥塞窗口数值24的一半），拥塞窗口再重新设置为1，并执行慢开始算法。当cwnd=ssthresh=12时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长，每经过一个往返时间增加一个MSS的大小。强调：“拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。“拥塞避免”是说在拥塞避免阶段将拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。2.2 快重传和快恢复如果发送方设置的超时计时器时限已到但还没有收到确认，那么很可能是网络出现了拥塞，致使报文段在网络中的某处被丢弃。这时，TCP马上把拥塞窗口 cwnd 减小到1，并执行慢开始算法，同时把慢开始门限值ssthresh减半。这是不使用快重传的情况。快重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认（为的是使发送方及早知道有报文段没有到达对方）而不要等到自己发送数据时才进行捎带确认。接收方收到了M1和M2后都分别发出了确认。现在假定接收方没有收到M3但接着收到了M4。显然，接收方不能确认M4，因为M4是收到的失序报文段。根据可靠传输原理，接收方可以什么都不做，也可以在适当时机发送一次对M2的确认。但按照快重传算法的规定，接收方应及时发送对M2的重复确认，这样做可以让发送方及早知道报文段M3没有到达接收方。发送方接着发送了M5和M6。接收方收到这两个报文后，也还要再次发出对M2的重复确认。这样，发送方共收到了接收方的四个对M2的确认，其中后三个都是重复确认。快重传算法还规定，发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段M3，而不必继续等待M3设置的重传计时器到期。由于发送方尽早重传未被确认的报文段，因此采用快重传后可以使整个网络吞吐量提高约20%。与快重传配合使用的还有快恢复算法，其过程有以下两个要点：<1>. 当发送方连续收到三个重复确认，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限ssthresh减半。这是为了预防网络发生拥塞。请注意：接下去不执行慢开始算法。<2>. 由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此与慢开始不同之处是现在不执行慢开始算法（即拥塞窗口cwnd现在不设置为1），而是把cwnd值设置为慢开始门限ssthresh减半后的数值，然后开始执行拥塞避免算法（“加法增大”），使拥塞窗口缓慢地线性增大。下图给出了快重传和快恢复的示意图，并标明了“TCP Reno版本”。区别：新的 TCP Reno 版本在快重传之后采用快恢复算法而不是采用慢开始算法。也有的快重传实现是把开始时的拥塞窗口cwnd值再增大一点，即等于 ssthresh + 3 X MSS 。这样做的理由是：既然发送方收到三个重复的确认，就表明有三个分组已经离开了网络。这三个分组不再消耗网络 的资源而是停留在接收方的缓存中。可见现在网络中并不是堆积了分组而是减少了三个分组。因此可以适当把拥塞窗口扩大了些。在采用快恢复算法时，慢开始算法只是在TCP连接建立时和网络出现超时时才使用。采用这样的拥塞控制方法使得TCP的性能有明显的改进。接收方根据自己的接收能力设定了接收窗口rwnd，并把这个窗口值写入TCP首部中的窗口字段，传送给发送方。因此，接收窗口又称为通知窗口。因此，从接收方对发送方的流量控制的角度考虑，发送方的发送窗口一定不能超过对方给出的接收窗口rwnd 。发送方窗口的上限值 = Min [ rwnd, cwnd ]当rwnd < cwnd 时，是接收方的接收能力限制发送方窗口的最大值。 当cwnd < rwnd 时，则是网络的拥塞限制发送方窗口的最大值。

我们看到TCP连接的双方都包含一个接收缓冲区，一个发送缓冲区和几个变量（LastByteRead，rwnd等）。 TCP拥塞控制机制运行在发送者对拥塞窗口的跟踪上。 拥塞窗口（表示为cwnd）对TCP发送方可以发送到网络的速率施加约束。具体而言，发送者的未确认数据量不得超过cwnd和rwnd之间的较小值：ssthresh 慢启动阈值（show start threshold）别被“慢启动”这个名字所迷惑了，实际上这是cwnd增长最快的阶段。在慢启动状态下，cwnd的值从1 MSS开始，并且当每个被传输的报文段第一次ACK时，cwnd都会+1MSS在进入拥塞避免状态时，cwnd的值大约是上次遇到拥塞时的值的一半在慢启动阶段每个RTT都会将cwnd值加倍，而在拥塞避免阶段TCP采用更保守的方法，并且每个RTT只增加cwnd一个MSS的值[RFC 5681]。 这可以通过几种方式实现。 一种常见的方法是TCP发送器在新的确认到达时通过MSS字节（MSS / cwnd）增加cwnd。 例如，如果MSS是1,460字节而cwnd是14,600字节，则在RTT内发送10个段。 每个到达的ACK（假设每个段一个ACK）将拥塞窗口大小增加1/10MSS，因此，当10个段都ACK后，cwnd才累计增加了一个MSS。在快速恢复中，对于导致TCP进入快速恢复状态的丢失段的每个重复ACK，cwnd的值增加1 MSS。 最终，当丢失的段的ACK到达时，TCP在放空cwnd后进入拥塞避免状态。 如果发生超时事件，则执行与慢启动和拥塞避免相同的操作后，快速恢复将转换为慢启动状态：cwnd的值设置为1 MSS，ssthresh的值设置为值的一半。快速恢复是TCP [RFC 5681]的推荐但不是必需的组件。 有趣的是，早期版本的TCP（称为TCP Tahoe）无条件地将其拥塞窗口切换为1 MSS，并在超时指示或三重复ACK指示丢失事件后进入慢启动阶段。 较新版本的TCP，TCP Reno，整合了快速恢复。TCP tahoe 无快速恢复TCP reno有快速恢复忽略连接开始时的初始慢启动时段并假设丢失由三次重复ACK而不是超时触发的，TCP的拥塞控制包括每个RTT 1个MSS的cwnd线性（附加）增加然后减半 （三次重复ACK事件）的cwnd的（乘法减少）。 出于这个原因，TCP拥塞控制通常被称为加法增加，乘法减少（AIMD）形式的拥塞控制。AIMD拥塞控制引起了“锯齿”行为，如图3.54所示，这也很好地说明了我们早期对TCP“探测”带宽的直觉 -TCP线性增加了它的拥塞窗口大小（以及它的传输速率），直到 发生三重复ACK事件。 然后它将拥塞窗口大小减少两倍，然后再次开始线性增加，探测是否有额外的可用带宽。如前所述，许多TCP实现使用Reno算法[Padhye 2001]。已经提出了Reno算法的许多变体[RFC 3782; RFC 2018]。 TCP Vegas算法[Brakmo 1995; Ahn 1995]试图在保持良好吞吐量的同时避免拥挤。 Vegas的基本思想是（1）在发生丢包之前检测源和目的地之间的路由器中的拥塞，以及（2）当检测到即将发生的丢包时，线性地降低速率。通过观察RTT预测即将发生的分组丢失。数据包的RTT越长，路由器的拥塞就越大。 Linux支持许多拥塞控制算法（包括TCP Reno和TCP Vegas），并允许系统管理员配置将使用哪个版本的TCP。 Linux版本2.6.18中的TCP的默认版本设置为CUBIC [Ha 2008]，这是为高带宽应用程序开发的TCP版本。有关TCP的许多风格的最新调查，请参阅[Afanasyev 2010]。 TCP的AIMD算法是基于大量的工程洞察力和运营网络中的拥塞控制实验而开发的。

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:<>

在计算机网络中的链路容量（即带宽）、交换节点（如路由器）中的缓存和处理机等，都是网络的资源。在某段时间内，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏，从而导致吞吐量将随着输入负荷增大而降低。这种情况就叫做拥塞。通俗来说，就跟交通拥堵性质一样。网络拥塞的原因有很多，如交换节点的缓存容量太小、输出链路的容量和处理机的速度。拥塞控制就是防止过多的数据注入网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致于过载。拥塞控制是一个全局性的过程。涉及网络中所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。拥塞控制和流量控制的关系密切，但是流量控制往往是指点对点的通信量控制，是个端对端的问题。流量控制所要做的就是抑制发送方发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。TCP进行拥塞控制的算法有四种，即慢开始（slow-start）、拥塞避免（congestion-avoidance）、快重传（fast retransmit）、快恢复（fast recovery）。为了讨论问题方便，提出以下假定：拥塞控制也叫做基于窗口的拥塞控制。为此，发送方维持一个叫作拥塞窗口cwnd（congestion window）的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的用谁程度，并且动态的变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口。接收方窗口值rwnd和拥塞窗口值cwnd的区别：发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就可以再扩大一些，以便让更多的分组发送出去，如果网络出现了拥塞，就必须将拥塞窗口减小一些，以减少分组的发送。判断网络拥塞的依据就是出现了超时。慢开始算法的思路：刚开始发送数据时，不一下向网络中注入大量数据，而是先探测一下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就是说，由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。慢开始算法具体规定：刚开始发送数据时，先把拥塞窗口cwnd根据发送方的最大报文段SMSS（Sender Maximum Segment Size）数值的大小设置为不超过2-4个SMSS的数值。在每收到一个对新的报文段的确认后，可以把拥塞窗口增加最多一个SMSS的数值。用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口rwnd，可以使分组注入到网络中的速率更加合理。下面举例说明一下，虽然实际上TCP是用字节数作为窗口大小的单位，但为了方便描述，下面使用报文段的个数来作为窗口的大小的单位，并且假设所有的报文段大小相等。所以，慢开始算法每经过一个传输轮次（transmission round），拥塞窗口cwnd就加倍。注：在TCP实际运行时，发送方只有收到一个确认就可以将cwnd加1并发送新的分组，并不需要等一个轮次所有的确认都收到后再发送新的分组。从上面可以看出，慢开始算法虽然起始的窗口很小，但是每过一个轮次，窗口大小翻倍，呈指数爆炸增长，所以必须要对其进行一个限制，防止其增长过大引起网络拥塞。这个限制就是慢开始门限ssthresh状态变量。慢开始门限ssthresh的用法如下：拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口cwnd缓慢增大，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是像慢开始阶段那样加倍增长。因此在拥塞避免阶段就有“加法增大”AI（Additive Increase）的特点。这表明在拥塞避免阶段，拥塞窗口cwnd按线性规律增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。下面用一个具体的例子来说明拥塞控制的过程，下图假设TCP发送窗口等于拥塞窗口，慢开始初始门限设置为16个报文段，即ssthresh = 16。在拥塞避免阶段，拥塞窗口是按照线性规律增大的，这常称为加法增大AI。无论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现一次超时（即出现一次网络拥塞），就把慢开始门限值 ssthresh 设置为当前拥塞窗口的一半，这叫做乘法减小 MD（Multiplication Decrease）。当网络频繁出现拥塞时，ssthresh 值就下降的很快，以大大减少注入网络中的分组数。快恢复算法，如果发送方连续接收到3个冗余ACK，发送方知道现在只是丢失了个别的报文段，此时调整门限值 ssthresh为当前拥塞窗口的一半，同时设置拥塞窗口 cwnd为新的门限值（发生报文段丢失时拥塞窗口的一半），而不是从1开始。TCP对这种丢包事件的行为，相比于超时指示的丢包，不那么剧烈，所以对于连续收到3个冗余ACK，拥塞窗口不会从1开始开始。