?TCP 的特點：

• 面向連接的傳輸服務(wù)

• 支持字節(jié)流傳輸：
  ?應(yīng)用程序與 TCP 每次交互的數(shù)據(jù)長度可能都不相同，但 TCP 將應(yīng)用程序提交的數(shù)據(jù)看作時一連串的、無結(jié)構(gòu)的字節(jié)流，同時在發(fā)送方與接收方都維護一個緩存。發(fā)送方將幾個寫操作合并成一個報文段，提交給IP協(xié)議封裝成IP分組后發(fā)送。接收方將接受的字節(jié)存儲在接收緩存中，由應(yīng)用程序的讀操作取出。

• 支持全雙工服務(wù)：
  ?通信雙方的應(yīng)用程序在任何時候都可以發(fā)送數(shù)據(jù)。通信雙方都有發(fā)送緩沖區(qū)與接收緩沖區(qū)，應(yīng)用程序?qū)⒁l(fā)送的數(shù)據(jù)字節(jié)提交給發(fā)送緩沖區(qū)，并在合適的時候從接收緩沖區(qū)讀取數(shù)據(jù)，至于實際的發(fā)送接收過程則由 TCP 協(xié)議控制。

• 支持同時建立多個并發(fā)連接：
  ?TCP 支持同時建立多個連接，即在一臺主機的多個端口可以建立多個 TCP 連接。（同一個端口上的 TCP 連接可以被表示為多個全連接的五元組）

• 可靠傳輸：
  ?TCP 能夠?qū)Πl(fā)送與接收的自己進行跟蹤、確認與重傳。

一、TCP報文格式

1.報頭格式

• 發(fā)送序號：指出報文段中的數(shù)據(jù)在發(fā)送方字節(jié)流中的位置。

?TCP 為發(fā)送字節(jié)流中每個字節(jié)按順序編號，連接建立時，通信雙方都隨機產(chǎn)生一個初始序號（ISN），且雙方的序號是不同的

• 確認序號：指出接收方希望下一次接收的字節(jié)序號。

?確認序號表示接收方已正確接收了序號 N 及之前的字節(jié)，要求發(fā)送方發(fā)送序號為 N+1 的字節(jié)的報文段。

• 報頭長度：4位，以 字節(jié) 為單位記錄TCP報頭的長度。由于 TCP 報頭的長度為 20~60 字節(jié)，故該字段的值為5~15。

• 保留字段：留作今后使用

• 控制字段：控制字段定義了6種不同的控制位

• 窗口字段：以 字節(jié) 為單位，表示要求對方必須維持的窗口大小

• 緊急指針：只有當(dāng)緊急標志=1時才有效，其值表示本報文段中的緊急數(shù)據(jù)的最后一個字節(jié)的編號

• 選項：TCP 報頭可以有長達 40 字節(jié)的選項字段

• 校驗和：TCP 校驗和的計算過程與 UDP 相同。但在 UDP 中校驗和為可選，而在 TCP 中是必需的。TCP 校驗和同樣需要偽報頭，不同的是協(xié)議字段的值為 6

TCP報文頭的長度為 20~60 字節(jié)（具體的長度取決于選項字段）。

2.TCP最大段長度 MSS

?TCP 協(xié)議對報文數(shù)據(jù)的最大長度的限定稱為最大段長度（MSS）。MSS 是指報文中數(shù)據(jù)的最大字節(jié)數(shù)限定，不包含報頭長度，且 TCP 最終發(fā)送的報文數(shù)據(jù)長度由 窗口大小 與 MSS共同決定。

?MSS的選取一般會綜合考慮：① 協(xié)議開銷? ② 發(fā)送與接收方緩沖區(qū)的限制

二、TCP連接建立與釋放

1.連接建立：三次握手

1. 最初 CLIENT 處于CLOSE狀態(tài)，當(dāng)有數(shù)據(jù)要發(fā)送時，會進入SYN-SEND狀態(tài)，然后向出于LISTEN狀態(tài)的 SERVER 發(fā)送第一個“SYN”報文（SYN=1），該報文包括源端口與目的端口，以及一些連接參數(shù)；
   
   
2. SERVER 收到“SYN”報文后，若同意建立連接，則向客戶端發(fā)送“SYN+ACK”報文(SYN=1，ACK=1)，該報文表示對第一個“SYN”報文的確認，同時給出了服務(wù)端的 初始序列號 與 通知窗口大小，客戶端會根據(jù)響應(yīng)時間估算出初始 $RTT$。SERVER 進入SYN-RECD狀態(tài)；
   
   
3. CLIENT 收到“SYN+ACK”報文后，發(fā)送第三個“ACK”報文，表示對“SYN+ACK”報文的確認，同時給出了客戶端的初始序列號，服務(wù)端會根據(jù)響應(yīng)時間估算出 $RTT$。同時 CLIENT 進入ESTABLISHED狀態(tài)；
   
   
4. SERVER 收到“ACK”報文后，也進入ESTABLISHED狀態(tài)；

三次握手指有三個報文被發(fā)送：SYN、SYN+ACK、ACK

期間 CLIENT（連接發(fā)起者）的狀態(tài)：CLOSED -> SYN-SEND -> ESTABLISHED

期間 SERVER（連接接收方）的狀態(tài)：LISTEN -> SYN-RECD -> ESTABLISHED

2.報文傳輸

?連接建立后，CLIENT 與 SERVER 就可以使用連接進行全雙工的字節(jié)流傳輸。（這里使用C/S模式為了便于區(qū)分）

3.連接釋放：四次揮手

?客戶端（連接發(fā)起者）與服務(wù)端（連接接收者）都可以發(fā)起TCP連接的釋放。

1. CLIENT 進入FIN+WAIT-1（釋放等待1）狀態(tài)，并向 SERVER 發(fā)送第一個“FIN”（FIN=1）報文。

2. SERVER 收到“FIN”報文后，向 CLIENT 發(fā)回“ACK”報文，表示對第一個“FIN”請求報文的確認，并進入CLOSE-WAIT狀態(tài)

   TCP通知高層應(yīng)用程序 CLIENT 請求釋放連接，此時 CLIENT 不會再向 SERVER 發(fā)送數(shù)據(jù)，CLIENT 到 SERVER 的連接斷開；但 SERVER 到 CLIENT 的TCP連接還沒有斷開，若 SERVER 愿意，還可以繼續(xù)發(fā)送數(shù)據(jù)直至完畢，這種連接狀態(tài)稱為“半關(guān)閉狀態(tài)”

3. CLIENT 收到“ACK”報文后，進入FIN+WAIT-2狀態(tài)

4. 當(dāng) SERVER 的高層應(yīng)用無數(shù)據(jù)要寫入時，會通知 TCP 釋放連接，此時 SERVER 向 CLIENT 發(fā)送“FIN”報文，并進入LAST-ACK狀態(tài)

5. CLIENT 收到“FIN”報文后，向 SERVER 發(fā)送“ACK”報文，表示對“FIN”報文的確認。此時 CLIENT 進入TIME-WAIT狀態(tài)，并等待至少2個最長報文壽命（MSL）時間后，才真正進入CLOSE狀態(tài)

   設(shè)置延時等待機制（時間等待定時器）的原因：

   • 確保連接能被可靠地關(guān)閉（若“FIN”報文或主動關(guān)閉端的“ACK”丟失，則被動關(guān)閉端會一直發(fā)送“FIN”報文，主動關(guān)閉端需要保持在某種狀態(tài)一定時間，以對這種情況進行處理。若主動關(guān)閉端已經(jīng)不存在，則主動關(guān)閉端的 TCP 協(xié)議棧會向?qū)Χ税l(fā)送一個 RST 報文作為響應(yīng)。1 個 MSL 時間留給最后的 ACK 確認報文到達被動關(guān)閉端節(jié)點，另一個 MSL 留給重傳的 FIN 報文）；

   • 保證網(wǎng)絡(luò)中冗余的 TCP 報文能夠有足夠長的時間失效并被丟棄，使得新的化身能夠被安全地建立（若 CLIENT 與 SERVER 在連接關(guān)閉后重新建立原連接的化身，即具有相同的地址與端口號，而若不等待網(wǎng)絡(luò)中遲來的報文過期，則新的化身可能收到這些報文。而 TCP 的最大生存周期是 MSL，堅持 2*MSL 的時間能夠使得兩個傳輸方向上遲來的報文都已失效）

6. SERVER 收到“ACK”報文后，進入LISTEN狀態(tài)

四次揮手指有四個報文被發(fā)送：FIN、ACK、FIN、ACK，其中每個ACK報文都是對上一個FIN報文的確認。

期間 CLIENT（連接發(fā)起者）的狀態(tài)：ESTABLISHED -> FIN-WAIT-1（發(fā)送FIN后） -> FIN-WAIT-2（接收ACK報文后） -> TIME-WAIT（收到FIN后，延時關(guān)閉） -> CLOSE

期間 SERVER（連接接收方）的狀態(tài)：ESTABLISHED -> CLOSE-WAIT（收到FIN后） -> LAST-ACK（發(fā)送FIN后） -> LISTEN（收到ACK后）

4.保持定時器與時間等待定時器

?TCP 設(shè)置了四個定時器：重傳定時器、堅持定時器、保持定時器、時間等待定時器，其中與 TCP 連接狀態(tài)有關(guān)的為：

• 保持定時器：又稱激活定時器，用以防止 TCP 連接處于長時間空閑狀態(tài)。超時設(shè)置通常為 2 小時，每當(dāng)服務(wù)器端收到客戶端的信息時，就將定時器復(fù)位；而若超過 2 小時沒有收到客戶端的信息，則將發(fā)送探測報文，若發(fā)送了 10 個探測報文（每個相隔75秒）還沒有響應(yīng)，則關(guān)閉連接。

• 時間等待定時器：在連接終止時使用。當(dāng)客戶端向服務(wù)端發(fā)送最后一次報文確認時，會等待 2*MSL（報文壽命）后再關(guān)閉連接

三、TCP差錯重傳

?TCP 差錯控制機制的實現(xiàn)：檢測、確認、重傳實現(xiàn)。

1.字節(jié)流狀態(tài)分類與滑動窗口（發(fā)送）

① 滑動窗口

?TCP 用以字節(jié)為單位的滑動窗口協(xié)議來控制字節(jié)流的發(fā)送、接收、確認與重傳：

兩個緩存與兩個窗口

• 發(fā)送方 TCP 維護一個發(fā)送緩存，用來存儲應(yīng)用程序準備發(fā)送的數(shù)據(jù)，同時對發(fā)送緩存設(shè)置一個發(fā)送窗口，只要這個窗口值不為 0，就可以發(fā)送報文段；

• 接收方 TCP 維護一個接收緩存，用來存儲接收到的字節(jié)流，等待應(yīng)用程序的讀取，同時設(shè)置一個接收窗口，窗口等于接收緩沖可以接收的字節(jié)流大小；

• 接收方通過 TCP 報頭通知發(fā)送方已經(jīng)正確接收的字節(jié)號與發(fā)送方還能繼續(xù)發(fā)送的字節(jié)數(shù)；

• 接收窗口的大小卻決于接收緩存剩余空間的大小、應(yīng)用程序讀取字節(jié)流的速度；而發(fā)送窗口的大小取決于接收窗口。

以段為單位確認

?雖然 TCP 面向字節(jié)流，但卻不可能對每個字節(jié)都進行確認。而是將數(shù)據(jù)打包成段，封裝成報文，通過報頭的“序號”來標識發(fā)送的字節(jié)，用“確認序號”來表示哪些字節(jié)已被正確接收。

② 字節(jié)流狀態(tài)

?為達到利用滑動窗口協(xié)議控制差錯，TCP 引入了“傳輸?shù)淖止?jié)流狀態(tài)”的概念:

• 第1類：已發(fā)送且被確認的字節(jié)；

• 第2類：已發(fā)送但沒有被確認的字節(jié)；

• 第3類：尚未發(fā)送但接收方 已準備號接收的字節(jié)；

• 第4類：尚未放松且接收方?jīng)]有做好準備的字節(jié)。

③ 發(fā)送窗口與可用窗口

?發(fā)送方能夠發(fā)送字節(jié)流的大小取決于發(fā)送窗口的大小。

• 可用窗口：第 3 類字節(jié)數(shù)，表示隨時可以發(fā)送的字節(jié)數(shù)
• 發(fā)送窗口：第 2 類字節(jié)數(shù) + 第3類字節(jié)數(shù)，表示已發(fā)送但未被確認及隨時可以發(fā)送的字節(jié)數(shù)

④ 發(fā)送可用窗口后的字節(jié)狀態(tài)與窗口變化

?發(fā)送方可立即發(fā)送可用窗口的字節(jié)，則第3類字節(jié)就會變?yōu)榈?2 類字節(jié)，等待確認。

⑤ 確認并滑動發(fā)送窗口

?接收方發(fā)送確認報文報文，確認序號為 20~25 的字節(jié)（確認序號為26），若保持發(fā)送窗口不變，則窗口向左劃，并將進入窗口的第 4 類字節(jié)變?yōu)榈?3 類字節(jié)。

2.選擇重發(fā)策略

?若傳輸過程中丟失了報文段，就會造成字節(jié)流序號不連續(xù)，而發(fā)送方對字節(jié)流序號不連續(xù)的處理方式有兩種：

① 回退

?若采用回退的方式處理接收的字節(jié)流序號不連續(xù)，則需要再丟失中間報文段時，不管之后的報文段是否被正確接收，都會從該中間報文段的第1個字節(jié)序號開始，重發(fā)所有的報文段，這種方式是很低效的。

② 選擇重發(fā)

?選擇重發(fā) SACK，當(dāng)接收方收到與前面接收的字節(jié)流序號不連續(xù)的字節(jié)時，若這些字節(jié)的序號都在接收窗口之內(nèi)，則首先接收這些字節(jié)，然后將丟失的字節(jié)流序號通知發(fā)送方。發(fā)送方只需重發(fā)丟失的報文段即可，而無需重發(fā)已經(jīng)接收的報文段。

3.重傳定時器

?用來處理報文確認與等待重傳的時間。當(dāng)發(fā)送方 TCP 發(fā)送一個報文時，會將它的副本放入重傳隊列，同時啟動一個重傳定時器。

?若在重傳計時器歸0前收到確認，表示該報文傳輸成功；若在計算器歸0前未收到確認，則報文傳輸失敗，準備重傳報文。

計算重傳時間

?每個 TCP 都要維持一*$RTT$ 變量，即估算的往返時延，自適應(yīng)重傳定時是基于這個$RTT$ 進行的。

• 重傳時間的計算公式為：$Timeout=\beta ?RTT$，其中$\beta$為大于1的常量加權(quán)因子，$RTT$ 為估算的往返時間；

• 而RTT的計算公式為：$RTT=\alpha ?舊RTT+(1?\alpha )?最新RTT測量值$，其中$\alpha$決定了$RTT$ 對時延變化的反應(yīng)程度

四、流量控制

?流量控制的目的控制發(fā)送方的發(fā)送速率，使之不超過接收方的接收速率，防止因接收速率過低而出現(xiàn)報文丟失。TCP 可利用滑動窗口協(xié)議實現(xiàn)收發(fā)雙方的流量控制。

1.滑動窗口實現(xiàn)流量控制的過程

• 若接收方應(yīng)用層從緩存中讀取字節(jié)的速度大于或等于字節(jié)達到的速度，那么接收方會在確認報文中發(fā)出非零窗口通告（即窗口字段為 0 的 TCP 確認報文）；

• 若發(fā)送方發(fā)送的速率較快，導(dǎo)致接收緩存溢出，則接收方會發(fā)出零窗口通告（即窗口字段非0的TCP確認字段）；

• 當(dāng)發(fā)送方接收到零窗口通告時，停止發(fā)送，直到收到下一個非零窗口通告為止；

• 接收方發(fā)送的“窗口”通告即根據(jù)自己的接收能力給出一個合適的接收窗口，并將其寫入到TCP的報頭當(dāng)中，通知發(fā)送方。流量控制過程中，接收窗口又稱通知窗口。

• 當(dāng)接收方緩存區(qū)因應(yīng)用層的讀取由滿變?yōu)槲礉M，則接收方會發(fā)送一個額外的確認，告知發(fā)送窗口的大小，因而不用擔(dān)心接收緩存空出來時發(fā)送方仍不發(fā)送數(shù)據(jù)。

通過通知窗口可以有效保證接收緩存不會溢出。

2.堅持定時器

?若下一個“非零窗口”通告丟失，為了防止發(fā)送方無休止的等待，協(xié)議引入了一個堅持定時器。

?當(dāng)發(fā)送方收到一個零窗口通告時，就啟動一個堅持定時器，當(dāng)堅持定時器到時而未收到接收方的確認時，就會發(fā)送一個特殊的探測報文。這個報文只有一個字節(jié)，包含一個序號，但這個序號不需要確認，且接收方計算其他數(shù)據(jù)的確認時，該序號也會被忽略。該報文的作用是：提示接收方確認已丟失，請重傳。

3.傳輸效率

?應(yīng)用進程將數(shù)據(jù)傳送到 TCP 的發(fā)送緩存后，由 TCP 協(xié)議來負責(zé)整個傳輸過程。以下算法用以解決應(yīng)用進程傳輸數(shù)據(jù)到發(fā)送緩存與從發(fā)送緩沖發(fā)送數(shù)據(jù)至接收方的時間差問題：

① Nagle算法

• 發(fā)送方第一次只發(fā)送1字節(jié)，其他字節(jié)放入緩沖區(qū)；當(dāng)?shù)谝粋€報文應(yīng)答確認時，再把緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)放在第二個報文段中發(fā)送，這樣一邊等待確認，一邊緩存數(shù)據(jù)，能夠有效提高傳輸速率；

• 當(dāng)緩存的數(shù)據(jù)字節(jié)數(shù)達到發(fā)送窗口的1/2或接近最大報文長度（MSS）時，立即將它們作為一個報文段發(fā)送。

Nagle算法解決數(shù)據(jù)每次以1字節(jié)進入傳輸層，相當(dāng)于將 TCP 弱化為一個停止等待協(xié)議:

直接發(fā)送數(shù)據(jù)的情況：

1. 發(fā)送緩沖區(qū)的數(shù)據(jù)大到MSS時
2. 發(fā)送緩沖區(qū)的數(shù)據(jù)達到發(fā)送窗口的一半時
3. 發(fā)送方不在等待 ACK 確認（新的發(fā)送階段）

② Clark算法

?Clark算法用于解決 “糊涂窗口綜合征”：接收端應(yīng)用進程處理接收緩沖區(qū)數(shù)據(jù)很慢（每次1B），使得通知窗口過小，造成傳輸效率過低：

五、擁塞控制

?TCP 的擁塞控制方法分為：慢開始、擁塞避免、快重傳與快恢復(fù)。

1.基本概念

?擁塞控制用于防止過多的報文進入網(wǎng)絡(luò)而造成路由器與鏈路過載。網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞的條件是：

$$\sum 對網(wǎng)絡(luò)資源的需求＞網(wǎng)絡(luò)可用資源$$

?其中：

• 負載：單位時間內(nèi)進入網(wǎng)絡(luò)的報文數(shù)

• 吞吐量：單位時間內(nèi)通過網(wǎng)絡(luò)輸出的報文數(shù)

?由圖可知：

• 無擁塞控制：在達到飽和點之后，吞吐量會隨著網(wǎng)絡(luò)負載的增加而減少

• 理想的擁塞控制：在網(wǎng)絡(luò)負載達到飽和點之前，網(wǎng)絡(luò)吞吐一直保持線性增長；達到飽和點之后吞吐量保持不變；

• 實際的擁塞控制：在網(wǎng)絡(luò)負載增長的初期，由于要在擁塞控制過程中消耗一定資源，因此其吞吐量小于無擁塞控制狀態(tài)；但它可以在負載持續(xù)增長的過程中，通過限制進入網(wǎng)絡(luò)的報文或丟棄部分報文，使得整個系統(tǒng)的吞吐量逐漸增加，而不出現(xiàn)下降。

2.擁塞窗口

?TCP 滑動窗口是實現(xiàn)擁塞控制最基本的手段（也是流量控制的基本手段）。發(fā)送方發(fā)送數(shù)據(jù)時，即要考慮接收方接收能力，又要使網(wǎng)絡(luò)不要發(fā)生擁塞：

?其中：

• 通知窗口：是由接收方根據(jù)自己的接受能力判斷的窗口值，它來自接收方的流量控制。接收方將通知窗口值放在TCP報頭中，傳送給發(fā)送端。

• 擁塞窗口：發(fā)送方根據(jù)網(wǎng)絡(luò)擁塞情況得出的窗口值，它來自發(fā)送方的流量控制。發(fā)送方在確定擁塞窗口大小時，可以使用慢開始與擁塞避免算法。

3.慢開始與擁塞避免

?在一個 TCP 連接中，發(fā)送方維持一個擁塞窗口的狀態(tài)參數(shù)。擁塞窗口的大小根據(jù)網(wǎng)絡(luò)情況動態(tài)調(diào)整。只要網(wǎng)絡(luò)沒有出現(xiàn)擁塞，發(fā)送方就逐漸增大擁塞窗口；當(dāng)出現(xiàn)擁塞時，擁塞窗口就立即減少。

?慢開始與擁塞避免算法中，網(wǎng)絡(luò)是否出現(xiàn)擁塞是根據(jù)路由器是否丟棄分組來確定的。（這里假設(shè)分組丟失不是由于物理層傳輸差錯造成，而是由于分組傳輸?shù)目偭枯^大，造成路由器負載過重而導(dǎo)致的。）

① 慢開始算法

?當(dāng)發(fā)送方開始發(fā)送數(shù)據(jù)時，采用試探性的方法，由小到大逐步增大擁塞窗口：

將從發(fā)送方發(fā)送報文到接收方，接收方在規(guī)定時間內(nèi)返回確認報文作為一個往返。

• 發(fā)送方建立 TCP 連接時，將“慢開始”的初始值設(shè)置為1（最大報文長度，MSS）

• 第一個往返中，將擁塞窗口設(shè)置為 2，然后向發(fā)送方發(fā)送兩個最大報文長度的字節(jié)。（即兩個報文）

• 若接收方每次都能在定時器允許的往返時間 內(nèi)返回確認，表示網(wǎng)絡(luò)沒有出現(xiàn)擁塞，發(fā)送方的擁塞窗口按二進制指數(shù)方式增長；

• 若沒有在規(guī)定時間內(nèi)收到確認，則表示網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞，將 SST 值設(shè)為出現(xiàn)擁塞的 cwnd 值的一半，并將 cwnd 設(shè)置為1，進入下一輪的慢開始過程。

這里需注意：

1. 雖然擁塞窗口控制的是發(fā)送數(shù)據(jù)的字節(jié)數(shù)，但由于每次窗口的遞增都是以 MSS 為單位，且 MSS 為一個TCP報文的最大長度，故可以將擁塞控制理解為控制報文發(fā)送的數(shù)量。
   ?
2. 每次發(fā)送的往返時間（RTT）是不同的：
   ?若在某次往返過程中擁塞窗口值為N，則發(fā)送方只有在連續(xù)發(fā)送的N個報文都收到確認之后，才能判定網(wǎng)絡(luò)沒有出現(xiàn)擁塞。因此在擁塞控制過程中每一個往返過程的往返時間是從連續(xù)發(fā)送浮動個報文段到接收所有報文段的確認所需要的時間。往返時間的長短取決于連續(xù)發(fā)送報文段的多少。
   ?
3. 慢開始閾值（SST）：為避免擁塞窗口增長過快引起的網(wǎng)絡(luò)擁塞所定義的參數(shù)，對于擁塞窗口與慢開始閾值間的關(guān)系可以有：

• 當(dāng) cwnd < SST 時，使用慢開始算法
• 當(dāng) cwnd > SST 時，停止使用慢開始，轉(zhuǎn)而使用擁塞避免算法
• 當(dāng) cwnd = SST 時，既可以使用慢開始，也可以使用擁塞避免
  
  在慢開始階段，若出現(xiàn)擁塞，則發(fā)送方可以將慢開始的閾值SST設(shè)置為出現(xiàn)擁塞的cwnd值的一半。
  ?

4. 實際上在慢開始中，發(fā)送方的擁塞窗口并不是指數(shù)增加的，而是每當(dāng)發(fā)送方收到一個報文段的確認，擁塞窗口就增加一個 MSS 大?。坏诶硐肭闆r下，每個報文的確認都無延時，相當(dāng)于每個 RTT 后將擁塞窗口乘 2：

② 擁塞避免算法

?當(dāng) cwnd>SST 時，停止慢開始過程，轉(zhuǎn)而進入擁塞避免。

?該算法采用每增加一個往返時間就將擁塞窗口值加1個MSS。即在擁塞避免算法階段，擁塞窗口呈線性增加的規(guī)律緩慢增長。

?且與慢開始一樣，只要發(fā)現(xiàn)接收方?jīng)]有按時返回確認就認為出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)擁塞，將 SST 設(shè)為發(fā)生擁塞時 cwdn 的一半，將當(dāng)前 cwnd 設(shè)為1，重新進入下一輪慢開始過程。

?下面是一個使用慢開始與擁塞避免進行擁塞控制的過程：

4.快重傳與快恢復(fù)

?在 慢開始 與 擁塞避免 的基礎(chǔ)上，還提出了 快重傳 與 快恢復(fù)。

① 快重傳

?在發(fā)送了 N 個報文后，若缺少了少數(shù)報文的返回確認，則接收方應(yīng)盡快連續(xù)發(fā)送三次缺失報文之前報文的重復(fù)確認，要求盡快盡快重傳未被確認的報文。即不能因為某些報文確認的缺失就判斷網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞：

② 快恢復(fù)

?快恢復(fù)與快重傳配合，它規(guī)定：

• 當(dāng)發(fā)送方收到第 1 個“重復(fù)確認”時，立即將 cwnd 設(shè)置為最大擁塞窗口值的 1/2，并執(zhí)行擁塞避免算法，擁塞窗口按線性方式增長；

• 當(dāng)發(fā)送方收到第 2 個“重復(fù)確認”時，立即減少 cwnd 的值，執(zhí)行擁塞避免算法，擁塞窗口按線性方式增長；

• 當(dāng)發(fā)送方收到第 3 個“重復(fù)確認”時，立即減少 cwnd 的值，執(zhí)行擁塞避免算法，擁塞窗口按線性方式增長；

六、復(fù)位報文

?RST 指復(fù)位字段，當(dāng) TCP 發(fā)生錯誤時發(fā)送的一個復(fù)位報文，要求立即關(guān)閉 TCP 連接，產(chǎn)生 RST 分節(jié)的三種情況是:

• 接受到目的為某端口的 SYN 分組，但該端口上并沒有正在監(jiān)聽的服務(wù)器；

• TCP 接收到一個不存在的連接上的分組；

• TCP 想取消一個已有連接。文章來源地址http://www.zghlxwxcb.cn/news/detail-524413.html

到了這里，關(guān)于傳輸控制協(xié)議 TCP的文章就介紹完了。如果您還想了解更多內(nèi)容，請在右上角搜索TOY模板網(wǎng)以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章，希望大家以后多多支持TOY模板網(wǎng)！