tcp利用什么实现流量控制(TCP要实现流量控制须采用)

你可以这样理解的： a——c——b如上图，a与b之间建立tcp连接，滑动窗口实现有两个作用：由于对称性，只考虑a端发送窗口和b端接收窗口，有如下两个作用1。b端来不及处理接收数据（控制不同速率主机间的同步），这时，a通过b端通知的接收窗口而减缓数据的发送。 2。b端来得及处理接收数据，但是在a与b之间某处如c，使得ab之间的整体带宽性能较差，此时，a端根据拥塞处理策略（慢启动，加倍递减和缓慢增加）来更新窗口，以决定数据的发送。

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:<>

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1、TCP 通过以下方式提供可靠性：◆ 应用程序分割为TCP认为最合适发送的数据块。由TCP传递给IP的信息单位叫做报文段。◆ 当TCP发出一个报文段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能记时收到一个确认，它 就重发这个报文段。◆ 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，通常延迟几分之一秒。◆ 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报文段的检验和有差错，TCP将丢弃这个报文段和不确认收到这个报文段。◆ 既然TCP报文段作为IP数据报来传输，而IP数据报的到达可能失序，因此TCP报文段的到达也可能失序。如果必要，TCP将对收到的数据进行排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。◆ 既然IP数据报会发生重复，TCP连接端必须丢弃重复的数据。◆ 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。另外，TCP对字节流的内容不作任何解释。2、TCP首部：TCP数据被封装在一个IP数据报中，格式如下：IP首部20 TCP首部20 TCP首部TCP首部格式如下：16位源端口号 16位目的端口号32位序号32位确认序号4位首部长度 保留6位 URG ACK PSH RST SYN FIN 16位窗口大小16位检验和 16位紧急指针选项数据说明：（1）每个TCP段都包括源端和目的端的端口号，用于寻找发送端和接收端的应用进程。这两个值加上IP首部的源端IP地址和目的端IP地址唯一确定一个TCP连接。（2）序号用来标识从TCP发送端向接收端发送的数据字节流，它表示在这个报文段中的第一个数据字节。如果将字节流看作在两个应用程序间的单向流动，则TCP用序号对每个字节进行计数。（3）当建立一个新连接时，SYN标志变1。序号字段包含由这个主机选择的该连接的初始序号ISN，该主机要发送数据的第一个字节的序号为这个ISN加1，因为SYN标志使用了一个序号。（4）既然每个被传输的字节都被计数，确认序号包含发送确认的一端所期望收到的下一个序号。因此，确认序号应当时上次已成功收到数据字节序号加1。只有ACK标志为1时确认序号字段才有效。（5）发送ACK无需任何代价，因为32位的确认序号字段和ACK标志一样，总是TCP首部的一部分。因此一旦一个连接建立起来，这个字段总是被设置，ACK标志也总是被设置为1。（6）TCP为应用层提供全双工的服务。因此，连接的每一端必须保持每个方向上的传输数据序号。（7）TCP可以表述为一个没有选择确认或否认的华东窗口协议。因此TCP首部中的确认序号表示发送方已成功收到字节，但还不包含确认序号所指的字节。当前还无法对数据流中选定的部分进行确认。（8）首部长度需要设置，因为任选字段的长度是可变的。TCP首部最多60个字节。（9）6个标志位中的多个可同时设置为1◆ URG－紧急指针有效◆ ACK－确认序号有效◆ PSH－接收方应尽快将这个报文段交给应用层◆ RST－重建连接◆ SYN－同步序号用来发起一个连接◆ FIN－发送端完成发送任务（10）TCP的流量控制由连接的每一端通过声明的窗口大小来提供。窗口大小为字节数，起始于确认序号字段指明的值，这个值是接收端期望接收的字节数。窗口大小是一个16为的字段，因而窗口大小最大为65535字节。（11）检验和覆盖整个TCP报文端：TCP首部和TCP数据。这是一个强制性的字段，一定是由发送端计算和存储，并由接收端进行验证。TCP检验和的计算和UDP首部检验和的计算一样，也使用伪首部。（12）紧急指针是一个正的偏移量，黄蓉序号字段中的值相加表示紧急数据最后一个字节的序号。TCP的紧急方式是发送端向另一端发送紧急数据的一种方式。（13）最常见的可选字段是最长报文大小MMS，每个连接方通常都在通信的第一个报文段中指明这个选项。它指明本端所能接收的最大长度的报文段。二、TCP连接的建立和终止1、建立连接协议（1） 请求端发送一个SYN段指明客户打算连接的服务器的端口，隐疾初始序号(ISN)，这个SYN报文段为报文段1。（2） 服务器端发回包含服务器的初始序号的SYN报文段（报文段2）作为应答。同时将确认序号设置为客户的ISN加1以对客户的SYN报文段进行确认。一个SYN将占用一个序号。（3） 客户必须将确认序号设置为服务器的ISN加1以对服务器的SYN报文段进行确认（报文段3）。这3个报文段完成连接的建立，称为三次握手。发送第一个SYN的一端将执行主动打开，接收这个SYN并发回下一个SYN的另一端执行被动打开。2、连接终止协议由于TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独进行关闭。这原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭。（1） TCP客户端发送一个FIN，用来关闭客户到服务器的数据传送（报文段4）。（2） 服务器收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1（报文段5）。和SYN一样，一个FIN将占用一个序号。（3） 服务器关闭客户端的连接，发送一个FIN给客户端（报文段6）。（4） 客户段发回确认，并将确认序号设置为收到序号加1（报文段7）。3、连接建立的超时如果与服务器无法建立连接，客户端就会三次向服务器发送连接请求。在规定的时间内服务器未应答，则连接失败。4、最大报文段长度MSS最大报文段长度表示TCP传往另一端的最大块数据的长度。当一个连接建立时，连接的双方都要通告各自的MSS。一般，如果没有分段发生，MSS还是越大越好。报文段越大允许每个报文段传送的数据越多，相对IP和TCP首部有更高的网络利用率。当TCP发送一个 SYN时，它能将MSS值设置为外出接口的MTU长度减去IP首部和TCP首部长度。对于以太网，MSS值可达1460。如果目的地址为非本地的，MSS值通常默认为536，是否本地主要通过网络号区分。MSS让主机限制另一端发送数据报的长度，加上主机也能控制它发送数据报的长度，这将使以较小MTU连接到一个网络上的主机避免分段。5、 TCP的半关闭TCP提供了连接的一端在结束它的发送后还能接收来自另一端数据的能力，这就是TCP的半关闭。客户端发送FIN，另一端发送对这个FIN的ACK报文段。当收到半关闭的一端在完成它的数据传送后，才发送FIN关闭这个方向的连接，客户端再对这个FIN确认，这个连接才彻底关闭。6、2MSL连接TIME_WAIT状态也称为2MSL等待状态。每个TCP必须选择一个报文段最大生存时间（MSL）。它是任何报文段被丢弃前在网络的最长时间。处理原则：当TCP执行一个主动关闭，并发回最后一个ACK，该连接必须在TIME_WAIT状态停留的时间为2MSL。这样可以让TCP再次发送最后的ACK以避免这个ACK丢失（另一端超时并重发最后的FIN）。这种2MSL等待的另一个结果是这个TCP连接在2MSL等待期间，定义这个连接的插口不能被使用。7、平静时间TCP在重启的MSL秒内不能建立任何连接，这就是平静时间。8、FIN_WAIT_2状态在FIN_WAIT_2状态我们已经发出了FIN，并且另一端也对它进行了确认。只有另一端的进程完成了这个关闭，我们这端才会从 FIN_WAIT_2状态进入TIME_WAIT状态。这意味着我们这端可能永远保持这个状态，另一端也将处于CLOSE_WAIT状态，并一直保持这个状态直到应用层决定进行关闭。9、复位报文段TCP首部的RST位是用于复位的。一般，无论合适一个报文端发往相关的连接出现错误，TCP都会发出一个复位报文段。主要情况：（1）到不存在的端口的连接请求；（2）异常终止一个连接。10、同时打开为了处理同时打开，对于同时打开它仅建立一条连接而不是两条连接。两端几乎在同时发送SYN，并进入SYN_SENT状态。当每一端收到SYN时，状态变为SYN_RCVD，同时他们都再发SYN并对收到的SYN进行确认。当双方都收到SYN及相应的ACK时，状态都变为ESTABLISHED。一个同时打开的连接需要交换4个报文段，比正常的三次握手多了一次。11、 同时关闭当应用层发出关闭命令，两端均从ESTABLISHED变为FIN_WAIT_1。这将导致双方各发送一个FIN，两个FIN经过网络传送后分别到达另一端。收到FIN后，状态由FIN_WAIT_1变为CLOSING，并发送最后的ACK。当收到最后的ACK，状态变为TIME_WAIT。同时关闭和正常关闭的段减缓数目相同。12、TCP选项每个选项的开始是1字节的kind字段，说明选项的类型。Kind=1:选项表结束（1字节） Kind=1:无操作（1字节） Kind=2：最大报文段长度（4字节） Kind=3:窗口扩大因子（4字节） Kind=8:时间戳（10字节）三、TCP的超时和重传对于每个TCP连接，TCP管理4个不同的定时器。（1） 重传定时器用于当希望收到另一端的确认。（2） 坚持定时器使窗口大小信息保持不断流动，即使另一端关闭了其接收窗口。（3） 保活定时器可检测到一个空闲连接的另一端何时崩溃或重启。（4） 2MSL定时器测量一个连接处于TIME_WAIT状态的时间。1、往返时间测量TCP超时和重传重最重要的就是对一个给定连接的往返时间（RTT）的测量。由于路由器和网络流量均会变化，因此TCP应该跟踪这些变化并相应地改变超时时间。首先TCP必须测量在发送一个带有特别序号地字节和接收到包含该字节地确认之间的RTT。2、拥塞避免算法该算法假定由于分组收到损坏引起的丢失是非常少的，因此分组丢失就意味着在源主机和目的主机之间的某处网络上发生了阻塞。有两种分组丢失的指示：发生超时和收到重复的确认。拥塞避免算法需要对每个连接维持两个变量：一个拥塞窗口cwnd和一个慢启动门限ssthresh。(1) 对一个给定的连接，初始化cwnd为1个报文段，ssthresh为65535个字节。(2) TCP输出例程的输出不能超过cwnd和接收方通告窗口的大小。拥塞避免是发送方使用的流量控制。前者是发送方感受到的网络拥塞的估计，而后者则与接收方在该连接上的可用缓存大小有关。(3) 当拥塞发生时，ssthresh被设置为当前窗口大小的一般(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最小为2个报文段)。此外，如果是超时引起了拥塞，则cwnd被设置为1个报文段。(4) 当新的数据被对方确认时，就增加cwnd，但增加的方法依赖与是否正在进行慢启动或拥塞避免。如果cwnd小于或等于ssthresh，则正在进行慢启动，否则正在进行拥塞避免。3、快速重传和快速恢复算法如果我们一连串收到3个或以上的重复ACK，就非常可能是一个报文段丢失了。于是我们就重传丢失的数据报文段，而无需等待超时定时器溢出。（1） 当收到第3个重复的ACK时，将ssthresh设置为当前拥塞窗口cwnd的一半，重传丢失的报文段，设置cwnd为ssthresh加上3倍的报文段大小。（2） 每次收到另一个重复的ACK时，cwnd增加1个报文段大小并发送一个1个分组，如果允许的话。（3）当下一个确认新数据的ACK到达时，设置cwnd为ssthresh，这个ACK应该时在进行重传后的一个往返时间内对步骤1重重传的确认。另外，这个 ACK也应该是对丢失的分组和收到的第一个重复的ACK之间的所有中间报文段的确认。4、 ICMP差错TCP如何处理一个给定的连接返回的ICMP差错。TCP能够遇到的最常见的ICMP差错就是源站抑制、主机不可达和网络不可达。（1） 一个接收到的源站抑制引起拥塞窗口cwnd被置为1个报文段大小来发起慢启动，但是慢启动门限ssthresh没有变化，所以窗口将打开直到它开放了所有的通路或者发生了拥塞。（2） 一个接收到的主机不可达或网络不可达实际都被忽略，因为这两个差错都被认为是短暂现象。TCP试图发送引起该差错的数据，尽管最终有可能会超时。5、重新分组：当TCP超时并重传时，它并不一定要重传同样的报文段，相反，TCP允许进行重新分组而发送一个较大的报文段。这是允许的，因为TCP是使用字节序号而不是报文段序号来进行识别它所要发送的数据和进行确认。四、TCP的坚持定时器ACK的传输并不可靠，也就是说，TCP不对ACK报文段进行确认，TCP只确认那些包含数据的ACK报文段。为了防止因为ACK报文段丢失而双方进行等待的问题，发送方用一个坚持定时器来周期性地向接收方查询。这些从发送方发出地报文段称为窗口探查。五、TCP的保活定时器如果一个给定的连接在2小时内没有任何动作，那么服务器就向客户发送一个探查报文段。客户主机必须处于以下4个状态之一。(1) 客户主机依然正常运行，并从服务器可达。客户的TCP响应正常，而服务器也知道对方的正常工作的。服务器在2小时内将保活定时器复位。(2) 客户主机已经崩溃，并且关闭或者正在重新启动。在任何一种情况下，客户的TCP都没有响应。服务器将不能收到对探查的响应，并在75秒后超时。总共发送10个探查，间隔75秒。(3) 客户主机崩溃并已经重新启动。这是服务器将收到一个对其保活探查的响应，但这个响应是一个复位，使得服务器终止这个连接。(4) 客户主机正常运行，但是从服务器不可达。六、TCP的一些性能1、 路径MTU发现：TCP的路径MTU发现按如下方式进行：在连接建立时，TCP使用输出接口或对段声明的MSS中的最下MTU作为其实的报文段大小。路径MTU发现不允许TCP超过对端声明的MSS。如果对端没有指定一个MSS，则默认为536。一旦选定了起始的报文段大小，在该连接上的所有被TCP发送的IP数据报都将被设置DF位。如果中间路由器需要对一个设置了DF标志的数据报进行分片，它就丢弃这个数据报，并产生一个ICMP的“不能分片”差错。如果收到这个ICMP差错，TCP就减少段大小并进行重传。如果路由器产生的是一个较新的该类ICMP差错，则报文段大小被设置位下一跳的MTU减去 IP和TCP的首部长度。如果是一个较旧的该类ICMP差错，则必须尝试下一个可能的最小MTU。2、 长肥管道一个连接的容量＝带宽X时延（RTT）。具有大的带宽时延乘积的网络称为长肥网络（LFN）。一个运行在LFN的TCP连接称为长肥管道。管道可以被水平拉长（一个长的RTT）,或被垂直拉高（较高的带宽），或两个方向拉伸。3、窗口扩大选项：窗口扩大选项使TCP的窗口定义从16位增加到32位，这并不是通过修改TCP首部来实现的，TCP首部仍然使用16位，而是通过定义一个选项实现对16位的扩大操作来完成的。4、时间戳选项： 时间戳选项使发送方在每个报文段中放置一个时间戳值。接收方在确认中返回这个数值，从而允许发送方为每一个收到的ACK计算RTT。

其实这类问题百度一下，答案非常多，也非常详细，直接复制如下，有问题可以追问。 T C P使用一种窗口（w i n d ow）机制来控制数据流。当一个连接建立时，连接的每一端分配一个缓冲区来保存输入的数据，并将缓冲区的尺寸发送给另一端。当数据到达时，接收方发送确认，其中包含了自己剩余的缓冲区尺寸。剩余的缓冲区空间的大小被称为窗口（ w i n d o w） ，指出窗口大小的通知称为窗口通告（windowadvertisement） 。接收方在发送的每一确认中都含有一个窗口通告。如果接收方应用程序读数据的速度能够与数据到达的速度一样快，接收方将在每一确认中发送一个正的窗口通告。然而，如果发送方操作的速度快于接收方（由于CP U更快） ，接收到的数据最终将充满接收方的缓冲区，导致接收方通告一个零窗口（ zero window）。发送方收到一个零窗口通告时，必须停止发送，直到接收方重新通告一个正的窗口。TCP的窗口以字节为单位进行调整，以适应接收方的处理能力。处理过程如下：（1）TCP连接阶段，双方协商窗口尺寸，同时接收方预留数据缓存区；（2）发送方根据协商的结果，发送符合窗口尺寸的数据字节流，并等待对方的确认；（3）发送方根据确认信息，改变窗口的尺寸，增加或者减少发送未得到确认的字节流中的字节数。调整过程包括：如果出现发送拥塞，发送窗口缩小为原来的一半，同时将超时重传的时间间隔扩大一倍。 TCP的窗口机制和确认保证了数据传输的可靠性和流量控制。

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：