实践证明，实现拥塞控制并不容易，它属于动态控制问题。下面介绍TCP 采用的一些拥塞控制方法。引入拥塞窗口cwnd 后，TCP 发送方的最大发送窗口修改为“允许发送方发送的最大数据量为当前拥塞窗口和通告窗口的极小值”。TCP 拥塞控制主要根据网络拥塞状况调节拥塞窗口的大小。拥塞控制可以使这四个机制共同作用，以达到更好的效果。......
2023-10-19
TCP传输控制技术-计算机网络技术
【摘要】：TCP 是可靠的传输层协议，当应用进程将数据交给TCP 后，TCP 就能无差错地交给目的端的应用进程。TCP 使用差错控制机制保证数据的可靠传输，主要的差错控制机制即确认和重传。每个TCP 连接传输数据的第一个字节序号是建立TCP 连接时初始序号加“1”。以字节为单位的滑动窗口TCP 通过滑动窗口机制实现传输的控制。
TCP 是可靠的传输层协议，当应用进程将数据交给TCP 后，TCP 就能无差错地交给目的端的应用进程。TCP 使用差错控制机制保证数据的可靠传输，主要的差错控制机制即确认和重传。
（1）字节编号和确认
如前所述，TCP 提供面向连接的字节流传输服务，也就是说，TCP 协议将要传送的数据看作一个个字节组成的字节流，接收方返回给发送方的确认是按字节进行的，而不是按报文段进行。因此，发送方使用TCP 进行数据传输时，要对数据段进行字节编号，接收端通过对收到数据的字节编号进行确认，实现TCP 的可靠传输。
每个TCP 连接传输数据的第一个字节序号是建立TCP 连接时初始序号加“1”。例如，某条TCP 连接要传送2 000 字节的文件，分成四个TCP 报文段进行传送，每个报文段携带500 个字节，TCP 对第一个字节的编号从10 001 开始（1 000 为TCP 连接建立时随机选择的初始序号），那么每个TCP 报文段的字节编号如下：报文段1 的字节序号为10 001（范围是从1 0001 ～10 500）；报文段2 的字节序号为10 501（范围是从10 501 ～11 000）；报文段3 的字节序号为11 001（范围是从11 001 ～11 500）；报文段4 的字节序号为11 501（范围是从11 501 ～12 000）。
TCP 报文的每个确认序号字段指出接收方希望收到的下一个字节的编号。接收方确认已经收到的最长连续的字节，作为TCP 报文的确认序号的基础，实质即已经接收到报文段的所有字节的确认。这种字节确认的优点是，即使确认丢失，也不一定会导致发送方重传。例如，假设接收方TCP 发送的ACK 报文段的确认序号是1 801，则表明1 800 前所有的字节都已经被接收端收到。如果接收端前面已经发送过确认序号为1 601 的ACK 报文段，但这个报文段丢失了，由于目前已经有确认号为1 801 的报文段，则不需要发送方TCP 重传字节序号1 800以前的报文段，实现了“累计确认”机制。
（2）超时重传和重传定时器
发送方TCP 为了恢复丢失或损坏的报文段，必须对丢失或损坏的报文段进行重传。为了能够判断报文的丢失，当发送方发送报文段后，就启动一个重传定时器，如果在规定的时间内没有收到接收方TCP 返回的确认报文，则重传计时器超时，发送方重传该TCP 报文段。
影响超时重传的关键因素是重传定时器的时间宽度，但确定合适的时间宽度是一件相当困难的事情，因为在互联网环境下，不同主机上的应用进程之间通信可能在一个局域网上进行，也可能穿越多个不同的网络，端到端传输延迟的变化幅度相当大，很难把握从发送数据到接收确认的往返时间。
一般情况下，时间宽度确定的方法为：每当TCP 发送一个报文段，就将发送时刻记录下来；当该报文段的ACK 回来时，再将返回时刻记录下来。这两个时刻的差，记为SampleRTT（当前样本）。接着，TCP 在前一次的RTT 估算值（EstimatedRTT）和SampleRTT 之间通过加权求和计算新的RTT 估算值（EstimatedRTT），这样动态地维持往返时延平均值，具体公式如下：
EstimatedRTT=α×EstimatedRTT+(1 -α)×SampleRTT
其中，0≤α≤1，α 因子决定了EstimatedRTT 对延迟变化的反应速度。当α 接近“1”时，当前样本对RTT 估算值几乎不起作用；而当α 接近“0”时，RTT 估算值紧随延迟的变化而变化。作为折中，TCP 协议规范推荐α 取值为0.8 ～0.9。
TCP 重传定时器的值为EstimatedRTT 的函数，公式如下：
TimeOut=β×EstimatedRTT
当β 接近“1”时，TCP 能迅速检测到报文丢失并重传，从而减少等待时间，但能造成许多不必要的重传。当β 太大时，重传报文的数目减少，但等待确认的时间增加。作为折中，TCP协议规范推荐β 取“2”。
（3）以字节为单位的滑动窗口
TCP 通过滑动窗口机制实现传输的控制。为了说明滑动窗口的工作原理，假设数据只在一个方向上进行，即A 发送数据，B 接收数据并给出确认；其次，将传送的字节取得较小，这样能够简化问题，同时不影响对问题实质的理解。
假设A 接收到B 发来的确认报文段，其中窗口字段的值为“10”，确认号ACK 的值为“31”。A 根据这两个数据构建自己的发送窗口情况，如图8.5所示。此时，A 的发送状态可用三个指针（P1、P2、P3）来描述：P1 指向发送窗口内，接收端期望收到的字节序号，即可发送的首字节序号；P2 指向发送窗口内，允许发送而尚未发送的字节序号；P3 指向发送窗口外，不允许发送的字节序号。此时，由于A 尚未发送数据，因此P1 和P2 是重合的。
图8.5 根据B 的接收窗口构造的发送窗口
在图8.5 中，发送窗口W 用来对发送端进行流量控制。W 的大小表示A 在没有收到B确认的情况下，最多还可连续发送的字节数。在接收端未来得及进行接收处理的情况下，W越大，允许发送端在未收到确认之前可连续发送的数据也越多，从而获得更高的传输效率。考虑到超时重传的需要，凡是已经发送但未确认的数据，必须暂时保留，以备后用。
假设A 已经发送了序号为31 ～35 的数据，A 现在的发送窗口状态如图8.6所示。发送窗口W 内左边的5 个字节（31 ～35）表示已经发送但未收到确认，而右边的5 个字节（36 ～40）是允许发送而尚未发送的数据。
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图8.6 发送5 个字节后的发送窗口状态
假设B 接收窗口WR 为“10”。B 现在的接收窗口状态如图8.7所示。在接收窗口左边的数据是已经得到确认并交付主机，所以B 不必再保存这些数据，接收窗口内的序号31 ～40 是允许接收的数据。此时，B 的接收状态可以用两个指针（Q1 和Q2）来描述：Q1 指向接收窗口内，允许接收，但未发送确认的字节序号；Q2 指向接收窗口外，不允许接收的字节序号。
图8.7 B 的接收窗口状态
现在假设B 收到的数据未按序到达，只收到序号为32 ～33，而没有收到序号31，此时B 仍然只能对最高序号给出确认，即确认报文段中的确认号为“31”，而不是“34”，因此Q1 和Q2都不能移动。
若B 收到了序号为“31”的数据，则将“31”及原来收到的“32 ～33”一起交付给主机，并删除这些数据；接着，B 就可以将接收WR 右移三个序号，同时给A 发送确认。A 收到B 的确认后，将发送窗口右移三个序号，但指针P2 不动。
A 继续发送完序号36 ～40 的数据，指针P2 右移到与P3 重合。此时，发送窗口内允许发送的序号已用完，虽然还没有收到确认，但必须停止发送。当A 所设置的超时计时器超时时，A 就进行重传并重置超时计时器，直到收到B 的确认为止。如果A 收到的确认号落在发送窗口之内，A 就将发送窗口右移，并继续发送新的数据。
需要注意的是，虽然A 的发送窗口W 是依据B 的接收窗口WR 来设置的，但两者的大小不一样，这是由于窗口值通过网络传送需要一定的时延。A 还可根据网络当时的拥塞情况减小自己的窗口值，从而达到拥塞控制的目的。对于不按序到达的数据，TCP 没有明确的处理规定，通常将不按序到达的数据暂存在接收窗口中，等待缺失序号的到达，再一并按序交付给主机；为了减少传输开销，TCP 要求接收端具有累积确认的功能。
（4）TCP 的流量控制
流量控制的主要作用是让发送端发送数据的速率不要过快，保证接收端来得及接收。由于发送端和接收端在进行TCP 传输时都要维持一个滑动窗口，这种数据传输过程本身就能够保证TCP 的流量控制。下面以一个例子来说明如何利用滑动窗口实现在TCP 连接上进行流量控制。
通信双方的发送和接收过程如图8.8所示。假设A 向B 发送数据，每一个报文段为1 024字节。在建立连接时，接收端B 设有4 KB 的缓冲区。
首先，A 发送两个报文段，序号分别为SYN=0 和SYN=1 024。B 正确收到后给出确认报文段，确认号为ack=2 048，窗口WR =2 048，表示B 的缓冲空间为2 KB。
A 又发送两个报文段，序号分别为SYN =2 048 和SYN =3 072。B 正确收到后给出确认报文段，确认号为ack=4 096，窗口WR =0，表示自己的缓冲区已满。此时，A 必须停下来，等待接收端主机上的应用程序取走一些数据。
若接收端主机从接收缓冲区读取2 KB 的数据后，B 则发送一个确认报文段给A，这个确认报文段的确认号仍然为ack=4 096，但窗口WR =2 048，表示自己的缓冲空间又有2 KB。
这样，A 由被阻塞的状态转换为可发送数据的状态，继续发送数据。这样，便实现了TCP数据传输的流量控制。
图8.8 TCP 的流量控制
当窗口为“0”时，除了以下两种意外情况外，发送端不能再发送报文段了：
①紧急数据仍可以发送。可要求用户终止远程主机上运行的某个进程，使紧急数据得以发送。
②当B 向A 发送了窗口为“0”的确认报文段后，因应用程序读取了数据，B 的接收缓冲区又有了存储空间，于是B 向A 发送窗口不为“0”的确认报文段。但如果这个报文段在传送过程中丢失，则A 将一直处于等待状态，造成死锁的现象。为了解决这个问题，TCP 为每个连接设置一个持续计时器，当一方收到对方的零窗口确认报文段，就启动持续计时器，若持续计时器超时，就发送一个零窗口探询报文段，以便让接收端重新发送下一个期望的字节号和窗口大小。对方在确认这个探询报文段时应给出现有的允许窗口值。如果窗口值仍然为“0”，则重置持续计时器，否则，死锁僵局结束。
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