tcp如何实现拥塞控制(tcp流量控制和拥塞控制的区别)

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。

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。

title: TCP 总结date: 2018-03-25 09:40:24tags:categories:-计算机网络我们都知道 TCP 是位于传输层的协议，他还有一个兄弟就是 UDP ，他们两共同构成了传输层。显然他们之间有很大的区别要不然的话在传输层只需要一个就好了。其中最重要的区别就是一个面向连接另外一个不是，这个区别就导致了他们是否能够保证稳定传输，显然不面向连接的 UDP 是没办法保证可靠传输的，他只能靠底层的网络层和链路层来保证。我们都知道网络层采用的是不可靠的 IP 协议。好吧，网络层也保证不了可靠传输，所以 UDP 保证可靠传输只能依靠链路层了。而 TCP 就好说了他不仅仅有底层的链路层的支持，还有自己的面向链接服务来保证可靠传输。当然 TCP也不仅仅就是比 UDP 多了一个可靠传输，前面也说到了这只是他们之间一个重要的区别。其实他的三个重要特性就是它们之间的区别。* 可靠传输* 流量控制* 拥塞控制TCP 主要是 确认重传机制 数据校验 数据合理分片和排序 流量控制 拥塞控制 依靠来完成可靠传输的 , 下面详细介绍这几种保证可靠传输的方式。确认重传，简单来说就是接收方收到报文以后给发送方一个 ACK 回复，说明自己已经收到了发送方发过来的数据。如果发送方等待了一个特定的时间还没有收到接收方的 ACK 他就认为数据包丢了，接收方没有收到就会重发这个数据包。好的，上面的机制还是比较好理解的，但是我们会发现一个问题，那就是如果接收方已经收到了数据然后返回的 ACK 丢失，发送方就会误判导致重发。而此时接收方就会收到冗余的数据，但是接收方怎么能判定这个数据是冗余的还是新的数据呢？这就涉及到了 TCP 的另外一个机制就是采用序号和确认号，也就是每次发送数据的时候这个报文段里面包括了当前报文段的序号和对上面的报文的确认号，这样我们的接收方可以根据自己接受缓存中已经有的数据来确定是否接受到了重复的报文段。这时候如果出现上面所说的 ACK 丢失，导致接受重复的报文段时客户端丢弃这个冗余的报文段。好现在我们大致了解了确认重传机制，但是还有些东西还没有弄清楚，也就是 TCP 真正的实现究竟是怎样的。这就是我们要解决的第一个问题就是如何确认。这里涉及到两种确认方式，分别称为 累计确认（捎带确认）和单停等协议。用一张图来快速理解，就是每发送一次数据，就进行一次确认。等发送方收到了 ACK 才能进行下一次的发送。一样的也是采用的 ACK 机制，但是注意一点的是，并非对于每一个报文段都进行确认，而仅仅对最后一个报文段确认，捎带的确认了上图中的 203 号及以前的报文。总结：从上面可以看到累计确认的效率更加高，首先他的确认包少一些那么也就是在网络中出现的大部分是需要传输的数据，而不是一半的数据一半的 ACK ，然后我们在第二张图中可以看到我们是可以连续发送多个报文段的（究竟一次性能发多少这个取决于发送窗口，而发送窗口又是由接受窗口和拥塞窗口一起来决定的。），一次性发多个数据会提高网络的吞吐量以及效率这个可以证明，比较简单这里不再赘述！结论：显然怎么看都是后者比较有优势，TCP 的实现者自然也是采用的累计确认的方式！上文中的那个特定的时间就是超时时间，为什么有这个值呢? 其实在发送端发送的时候就为数据启动了一个定时器，这个定时器的初始值就是超时时间。超时时间的计算其实有点麻烦，主要是我们很难确定一个确定的值，太长则进行了无意义的等待，太短就会导致冗余的包。TCP 的设计者们设计了一个计算超时时间的公式，这个公式概念比较多，有一点点麻烦，不过没关系我们一点点的来。首先我们自己思考如何设计一个超时时间的计算公式，超时时间一般肯定是和数据的传输时间有关系的，他必然要大于数据的往返时间（数据在发送端接收端往返一趟所用的时间）。好，那么我们就从往返时间下手，可是又有一个问题就是往返时间并不是固定的我们有如何确定这个值呢？自然我们会想到我们可以取一小段时间的往返时间的平均值来代表这一时间点的往返时间，也就是微积分的思想！好了我们找到了往返时间（RTT），接下来的超时时间应该就是往返时间再加上一个数就能得到超时时间了。这个数也应该是动态的，我们就选定为往返时间的波动差值，也就是相邻两个往返时间的差。下面给出我们所预估的超时时间（TimeOut）公式：很好，看到这里其实你已经差不多理解了超时时间的计算方式了，只不过我们这个公式不够完善，但是思路是对的。我们这时候来看看 TCP 的实现者们采用的方式。好的，这就是 TCP 实现的超时时间的方式，但是在实际的应用中并不是一直采用的这种方式。假如说我们现在网络状态非常的差，一直在丢包我们根本没必要这样计算，而是采用直接把原来的超时时间加倍作为新的超时时间。总结：好的现在我们知道了在两种情况下的超时时间的计算方式，正常的情况下我们采用的上面的比较复杂的计算公式，也就是RTT+波动值否则直接加倍上面我们看到在发送方等待一个超时重传时间后会开始重传，但是我们计算的超时重传时间也不定就很准，也就是说我们经常干的一件事就会是等待，而且一般等的时间还挺长。那么可不可以优化一下呢？当然，在 TCP 实现中是做了优化的，也就是这里说到的快速重传机制。他的原理就是在发送方收到三个冗余的 ACK 的时候，就开始重传那个报文段。那么为什么是三个冗余的 ACK 呢？注意三个冗余的 ACK 其实是四个 ACK 。我们先了解一下发送 ACK 策略，这个是RFC 5681 文档规定的。好的，那么现在我们可以看到如果出现了三个冗余的 ACK 他只可能是发生了两次情况三，也就是发送了两个比期望值大的数据。但是注意出现情况三有两种可能，一个是丢包，另外一个是乱序到达。比如说我们现在是数据乱序到达的，我们来看一下。第一种乱序情况另外一种乱序丢包情况结论: 很显然我们可以看到，如果发生了乱序有可能会出现三次冗余 ACK，但是如果发现了丢包必然会有三次冗余 ACK 发生，只是 ACK 数量可能更多但是不会比三次少在我们发现丢包以后我们需要重传，但是我们重传的方式也有两种方式可以选择分别是GBN和SR翻译过来就是拉回重传和选择重传。好其实我们已经能从名字上面看出来他们的作用方式了，拉回重传就是哪个地方没收到那么就从那个地方及以后的数据都重新传输，这个实现起来确实很简单，就是把发送窗口和接受窗口移回去，但是同样的我们发现这个方式不实用干了很多重复的事，效率低。那么选择重传就是你想到的谁丢了，就传谁。不存在做无用功的情况。结论:TCP 实际上使用的是两者的结合，称为选择确认，也就是允许 TCP 接收方有选择的确认失序的报文段，而不是累计确认最后一个正确接受的有序报文段。也就是跳过重传那些已经正确接受的乱序报文段。数据校验，其实这个比较简单就是头部的一个校验，然后进行数据校验的时候计算一遍 checkSum 比对一下。在 UDP 中，UDP 是直接把应用层的数据往对方的端口上 “扔” ，他基本没有任何的处理。所以说他发给网络层的数据如果大于1500字节,也就是大于MTU。这个时候发送方 IP 层就需要分片。把数据报分成若干片，使每一片都小于MTU.而接收方IP层则需要进行数据报的重组。这样就会多做许多事情,而更严重的是 ，由于UDP的特性,当某一片数据传送中丢失时 ， 接收方便无法重组数据报，将导致丢弃整个UDP数据报。而在 TCP 中会按MTU合理分片，也就是在 TCP 中有一个概念叫做最大报文段长度（MSS）它规定了 TCP 的报文段的最大长度，注意这个不包括 TCP 的头，也就是他的典型值就是 1460 个字节（TCP 和 IP 的头各占用了 20 字节）。并且由于 TCP 是有序号和确认号的，接收方会缓存未按序到达的数据，根据序号重新排序报文段后再交给应用层。流量控制一般指的就是在接收方接受报文段的时候，应用层的上层程序可能在忙于做一些其他的事情，没有时间处理缓存中的数据，如果发送方在发送的时候不控制它的速度很有可能导致接受缓存溢出，导致数据丢失。相对的还有一种情况是由于两台主机之间的网络比较拥塞，如果发送方还是以一个比较快的速度发送的话就可能导致大量的丢包，这个时候也需要发送方降低发送的速度。虽然看起来上面的两种情况都是由于可能导致数据丢失而让发送主机降低发送速度，但是一定要把这两种情况分开，因为前者是属于 流量控制而后者是拥塞控制，那将是我们后面需要讨论的事情。不要把这两个概念混了。其实说到流量控制我们就不得不提一下滑动窗口协议，这个是流量控制的基础。由于 TCP 连接是一个全双工的也就是在发送的时候也是可以接受的，所以在发送端和接收端同时维持了发送窗口和接收窗口。这里为了方便讨论我们就按照单方向来讨论。接收方维持一个接受窗口，发送方一个发送窗口。发送的时候要知道接受窗口还有多少空间，也就是发送的数据量不能超过接受窗口的大小，否则就溢出了。而当我们收到一个接收方的 ACK 的时候我们就可以移动接受窗口把那些已经确认的数据滑动到窗口之外，发送窗口同理把确认的移出去。这样一直维持两个窗口大小，当接收方不能在接受数据的时候就把自己的窗口大小调整为 0 发送窗口就不会发送数据了。但是有一个问题，这个时候当接收窗口再调大的时候他不会主动通知发送方，这里采用的是发送方主动询问。还是画个图看的比较直观：拥塞控制一般都是由于网络中的主机发送的数据太多导致的拥塞，一般拥塞的都是一些负载比较高的路由，这时候为了获得更好的数据传输稳定性，我们必须采用拥塞控制，当然也为了减轻路由的负载防止崩溃。这里主要介绍两个拥塞控制的方法，一个是慢开始，另外一个称为快恢复。那么问题来了，为什么需要序号呢？为什么又是三次握手而不是两次？以及什么是 SYN 洪泛攻击？这里需要说明一下的是最后的那个长长的 TIME_WAIT 状态一般是为了客户端能够发出 ACK 一般他的值是 1分钟 或者2分钟好了，今天真的写了不少，主要就是把 TCP 的可靠传输以及连接管理讲清楚了，以及里面的一下细节问题，真的很花时间。然后其他没有涉及到的就是关于 TCP 的头并没有详细的去分析，这个东西其实也不是很难，但是现在篇幅真的已经很大就先这样，头里面的都是固定的不需要太多的理解。

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:<>

目录：以前我也认为TCP是相当底层的东西，我永远不需要去了解它。虽然差不多是这样，但是实际生活中，你依然可能遇见和TCP算法相关的bug，这时候懂一些TCP的知识就至关重要了。（本文也可以引申为，系统调用，操作系统这些都很重要，这个道理适用于很多东西）这里推荐一篇小短文， 人人都应该懂点TCP使用TCP协议通信的双方必须先建立TCP连接，并在内核中为该连接维持一些必要的数据结构，比如连接的状态、读写缓冲区、定时器等。当通信结束时，双方必须关闭连接以释放这些内核数据。TCP服务基于流，源源不断从一端流向另一端，发送端可以逐字节写入，接收端可以逐字节读出，无需分段。需要注意的几点：TCP状态（11种）：eg.以上为TCP三次握手的状态变迁以下为TCP四次挥手的状态变迁服务器通过 listen 系统调用进入LISTEN状态，被动等待客户端连接，也就是所谓的被动打开。一旦监听到SYN（同步报文段）请求，就将该连接放入内核的等待队列，并向客户端发送带SYN的ACK（确认报文段），此时该连接处于SYN_RECVD状态。如果服务器收到客户端返回的ACK，则转到ESTABLISHED状态。这个状态就是连接双方能进行全双工数据传输的状态。而当客户端主动关闭连接时，服务器收到FIN报文，通过返回ACK使连接进入CLOSE_WAIT状态。此状态表示——等待服务器应用程序关闭连接。通常，服务器检测到客户端关闭连接之后，也会立即给客户端发送一个FIN来关闭连接，使连接转移到LAST_ACK状态，等待客户端对最后一个FIN结束报文段的最后一次确认，一旦确认完成，连接就彻底关闭了。客户端通过 connect 系统调用主动与服务器建立连接。此系统调用会首先给服务器发一个SYN，使连接进入SYN_SENT状态。connect 调用可能因为两种原因失败：1. 目标端口不存在（未被任何进程监听）护着该端口被TIME_WAIT状态的连接占用（ 详见后文 ）。2. 连接超时，在超时时间内未收到服务器的ACK。如果 connect 调用失败，则连接返回初始的CLOSED状态，如果调用成功，则转到ESTABLISHED状态。客户端执行主动关闭时，它会向服务器发送一个FIN，连接进入TIME_WAIT_1状态，如果收到服务器的ACK，进入TIME_WAIT_2状态。此时服务器处于CLOSE_WAIT状态，这一对状态是可能发生办关闭的状态（详见后文）。此时如果服务器发送FIN关闭连接，则客户端会发送ACK进行确认并进入TIME_WAIT状态。流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。TCP 主要通过四种算法来进行拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。在Linux下有多种实现，比如reno算法，vegas算法和cubic算法等。发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。为了便于讨论，做如下假设：发送的最初执行慢开始，令 cwnd=1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 ...注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd/2，然后重新执行慢开始。在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd/2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。发送端的每个TCP报文都必须得到接收方的应答，才算传输成功。TCP为每个TCP报文段都维护一个重传定时器。发送端在发出一个TCP报文段之后就启动定时器，如果在定时时间类未收到应答，它就将重发该报文段并重置定时器。因为TCP报文段最终在网络层是以IP数据报的形式发送，而IP数据报到达接收端可能是乱序或者重复的。TCP协议会对收到的TCP报文进行重排、整理，确保顺序正确。TCP报文段所携带的应用程序数据按照长度分为两种：交互数据和成块数据对于什么是粘包、拆包问题，我想先举两个简单的应用场景：对于第一种情况，服务端的处理流程可以是这样的：当客户端与服务端的连接建立成功之后，服务端不断读取客户端发送过来的数据，当客户端与服务端连接断开之后，服务端知道已经读完了一条消息，然后进行解码和后续处理...。对于第二种情况，如果按照上面相同的处理逻辑来处理，那就有问题了，我们来看看第二种情况下客户端发送的两条消息递交到服务端有可能出现的情况：第一种情况：服务端一共读到两个数据包，第一个包包含客户端发出的第一条消息的完整信息，第二个包包含客户端发出的第二条消息，那这种情况比较好处理，服务器只需要简单的从网络缓冲区去读就好了，第一次读到第一条消息的完整信息，消费完再从网络缓冲区将第二条完整消息读出来消费。第二种情况：服务端一共就读到一个数据包，这个数据包包含客户端发出的两条消息的完整信息，这个时候基于之前逻辑实现的服务端就蒙了，因为服务端不知道第一条消息从哪儿结束和第二条消息从哪儿开始，这种情况其实是发生了TCP粘包。第三种情况：服务端一共收到了两个数据包，第一个数据包只包含了第一条消息的一部分，第一条消息的后半部分和第二条消息都在第二个数据包中，或者是第一个数据包包含了第一条消息的完整信息和第二条消息的一部分信息，第二个数据包包含了第二条消息的剩下部分，这种情况其实是发送了TCP拆，因为发生了一条消息被拆分在两个包里面发送了，同样上面的服务器逻辑对于这种情况是不好处理的。我们知道tcp是以流动的方式传输数据，传输的最小单位为一个报文段（segment）。tcp Header中有个Options标识位，常见的标识为mss(Maximum Segment Size)指的是，连接层每次传输的数据有个最大限制MTU(Maximum Transmission Unit)，一般是1500比特，超过这个量要分成多个报文段，mss则是这个最大限制减去TCP的header，光是要传输的数据的大小，一般为1460比特。换算成字节，也就是180多字节。tcp为提高性能，发送端会将需要发送的数据发送到缓冲区，等待缓冲区满了之后，再将缓冲中的数据发送到接收方。同理，接收方也有缓冲区这样的机制，来接收数据。发生TCP粘包、拆包主要是由于下面一些原因：既然知道了tcp是无界的数据流，且协议本身无法避免粘包，拆包的发生，那我们只能在应用层数据协议上，加以控制。通常在制定传输数据时，可以使用如下方法：写了一个简单的 golang 版的tcp服务器实例，仅供参考：例子参考和推荐阅读书目：注释：eg.