学习日期：2024.7.22
内容摘要：TCP的流量控制与拥塞控制
流量控制
一般来说，我们总是希望数据传输的快一些，但是如果数据传输的太快，接收方可能就来不及接收，这就会导致数据的丢失，流量控制正是为了避免这一现象。
所谓流量控制，其实就是让发送方的发送速率不要太快，让接收方来得及接收，所以一定是接收方给发送方流量控制。用滑动窗口机制可以很方便的在TCP上实现对发送方的流量控制。
下面我们举一个例子，在这个例子中，为了方便讨论，我们不考虑拥塞控制，而是认为接收窗口与发送窗口大小相等。
如图，一开始流量窗口是400，A向B发送数据，B给A流量控制。图中第三部分，201~300的字节数据丢失了，B就在确认时，ack=201，意思是201号字节之前的数据都收到了，而rwnd=300的意思是，调整接收窗口为300。
于是，发送窗口被调节为201之后的300个字节，如上图蓝色阴影所示。然后A会从301开始发送（接着上次的）然后发完401~500之后，窗口内的数据已经全部发完，不能再发送新数据了。待重传计时器超时后，A就会开始超时重传旧数据
如图，当主机A超时重传201~300的数据后，主机b就能对收到的501以前的数据进行累计确认，再把接收窗口调整成为100。主机A的发送窗口会调整为501~600，发完这部分数据后，主机A就不能再发送数据了。此时主机B对601号以前的数据进行了累计确认，ACK=1的意思是确认收到，ack=601的意思是601以前的数据，rwnd=0是接收窗口调整为了0。
因为此时接收窗口是0，所以就不能发送一般的TCP报文了，直到B通知A，接收窗口不为0。
但是这样可能导致一个问题，如果主机B的接收窗口扩大了，它想通知主机A，但这个通告在传输过程中丢失了，这会怎么样呢？
主机A会一直等待主机B告诉它传输窗口已经打开了，而主机B会一直等待主机A发送消息，双方会无限等待下去，这样就会导致**死锁。**A以为B在忙一直等，B以为自己告诉A了，双方又不交流，就死锁了。
为了解决这个问题，TCP规定，如果收到0窗口通知，发送方就要启动一个持续计时器，每隔一段时间发送一个0窗口探测报文，仅携带1字节数据。就好比A隔一段时间问一下B，"在吗？"，如果B的接收窗口还没调大，就回ACK=1表示收到（确认通信能完成），rwnd=0表示接收窗口为0，就是还在忙。如果可以了，就是rwnd=xxx，这样就能够避免死锁了。
拥塞控制
在某段时间中，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，网络性能就要变坏，这种情况就叫做拥塞。类比生活中就是堵车，大家都想去一个地方（访问一个处理机），但是路就那么宽，那么就塞车了。
在计算机网络中的链路容量、交换节点中的缓存和处理机等，都叫做"网络的资源"。
若出现拥塞而不进行控制，整个网络的吞吐量将随着输入负荷的增大而下降。
如图，理想的拥塞控制是绿线，在达到阈值前，输入负载始终等于吞吐量，达到之后，吞吐量始终保持最高。这好比公路在达到承载能力上限之前，始终能满负荷运转，而达到之后，即使再多的车来，也能保持以最大限度运转，但塞过车的都知道这是不可能的。
如果无拥塞控制，就是红线，随着车越来越多，大家全部都动不了，最后所有车都堵在路上，吞吐量为0。而实际的拥塞控制，就是要尽量接近理想的拥塞控制。
TCP的拥塞控制主要有慢开始，拥塞避免，快重传，快恢复。
为了方便讨论，我们假定：
①数据是单方向传送的，另一个方向只传送确认
②接收方的缓存空间足够大，因而发送方发送窗口的大小以网络的拥塞程度决定，不考虑接收窗口
③以最大报文段MSS的个数为讨论问题的单位，而非字节
慢开始和拥塞避免
传输轮次：发送方给接收方发送后，到接收方给发送方发回对应的确认报文段的时间，其实就是往返时间RTT，这个时间并不是恒定的，会根据具体的网络情况波动。
慢开始算法的过程很简单，一开始拥塞窗口cwnd为1，发送窗口等于拥塞窗口，之后每轮次2，4，8，16这样指数级增大，直到拥塞窗口大于慢开始门限。然后采用拥塞避免算法，其实就是改为每轮次都线性+1，直到发生超时重传（认为此时网络已经开始拥塞），就把慢开始门限值调节为拥塞时的一半，然后从头再来一遍 慢开始--->拥塞避免。
如图，慢开始门限起初是16，先用慢开始算法，从1开始指数增长到16，然后触发门限值，开始拥塞避免，每次线性+1，直到拥塞窗口为24时，发生了超时重传。此时把门限设置为24的一半，即12，然后从头再慢开始一次，8->16时，改为到门限12，然后从12开始线性增长。
但是这样有个问题，超时重传不一定是网络拥塞，有可能只是报文段在网络中丢失了，这会导致发送方超时重传，并误认为网络发生了拥塞。所以引入了快重传算法。
快重传
所谓"快重传"，就是要发送方尽快进行重传，而不是等到超时重传计时器超时再重传
①要求接收方不要等到字节要发送数据时顺带确认，而要立刻发送确认
②即使收到了失序的报文段，也要对已收到报文段发出重复确认
③发送方一旦收到3个连续的重复确认，就立刻重传相应的报文段，而不是等待超时重传计时器超时
如图，我们还是把发送方和接收方分别命名为A和B
A发送M1，B收到后立刻确认M1，A在收到M1确认前就发送M2，B确认M2，A发送M3，但是此时M3丢失，B不知道，自然不会确认。
于是A发送M4，B发现这不是按顺序到达的报文，于是重复确认自己收到的最晚的一条信息M2，A继续发送M5，B发现这不是按顺序到达的报文，重复确认M2，A发送M6后同理，此时A连续收到了三次对M2的确认，于是A重复发送M3，无需等待M3的超时重传计时器。
B在收到M3后，已经有了M1到M6的报文，所以B确认M6，A就知道B已经收到了M1到M6的报文。
快恢复
快恢复和快重传搭配使用，发送方一旦收到了3个重复确认，就知道现在只是丢失了个别的报文段，于是不使用慢开始算法，而是用快恢复算法，其实就是慢开始算法跳过了"慢开始"部分，而是直接把慢开始门限值和拥塞窗口调整为当前窗口的一半，然后开始执行拥塞避免算法。
说人话就是，拥塞窗口直接减半，然后依旧每次+1线性增长。
如图，第一次慢开始到达门限16，然后线性增长到24，发生超时重传，门限改为12，慢开始到12，然后线性增长到16，然后发生快重传，快恢复到8，继续线性增长。
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内容总结自bilibili用户 湖科大教书匠的《计算机网络微课堂》和中国工信出版集团《图解TCP/IP》