tcp使用什么进行流量控制(TCP使用什么进行流量控制)

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：

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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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

流量控制：让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收 接收方设置接收窗口的大小，只有当ACK 值为 1 有效发送方的发送窗口不能超过上述数值 控制TCP 报文段的发送时机