5.3 流量控制与拥塞控制.ppt

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1、第五章 运输层,第三讲 流量控制与拥塞控制流量控制拥塞控制的基本概念TCP的几种拥塞控制方法,1.TCP 的流量控制,流量控制(flow control)就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。TCP 采用大小可变的滑动窗口进行流量控制。在 TCP 报文段首部的窗口字段写入的数值就是当前给对方设置的发送窗口数值的上限。发送窗口在连接建立时由双方商定。但在通信的过程中，接收端可根据自己的资源情况，随时动态地调整对方的发送窗口上限值(可增大或减小)。,seq=1,DATA,seq=201,DATA,seq=401,DATA,seq=301,DATA,seq=101,DATA,seq=

2、201,DATA,seq=501,DATA,ACK=1,ack=201,rwnd=300,ACK=1,ack=601,rwnd=0,ACK=1,ack=501,rwnd=100,A,B,允许 A 发送序号 201 至 500 共 300 字节,A 发送了序号 101 至 200，还能发送 200 字节,A 发送了序号 301 至 400，还能再发送 100 字节新数据,A 发送了序号 1 至 100，还能发送 300 字节,A 发送了序号 401 至 500，不能再发送新数据了,A 超时重传旧的数据，但不能发送新的数据,允许 A 发送序号 501 至 600 共 100 字节,A 发送了序号

3、501 至 600，不能再发送了,不允许 A 再发送（到序号 600 为止的数据都收到了）,丢失！,TCP的流量控制举例,A 向 B 发送数据。在连接建立时，B 告诉 A：“我的接收窗口 rwnd=400（字节）”。,TCP 为每一个连接设有一个持续计时器。只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1 字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。若窗口仍然是零，则收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。若窗口不是零，则死锁的僵局就可以打破了。,TCP 报文段的发送时机,可以用不同的机制来

4、控制 TCP 报文段的发送时机:第一种机制是 TCP 维持一个变量，它等于最大报文段长度 MSS（接收缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度）。只要缓存中存放的数据达到 MSS 字节时，就组装成一个 TCP 报文段发送出去。第二种机制是由发送方的应用进程指明要求发送报文段，即 TCP 支持的推送(push)操作。第三种机制是发送方的一个计时器期限到了，这时就把当前已有的缓存数据装入报文段（但长度不能超过 MSS）发送出去。,2.拥塞控制的基本概念,在某段时间，若对网络中某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产生拥塞(congestion)。出现资源拥塞的条件：对资源需

5、求的总和 可用资源 主机发送的数据流超过路由器的承受能力，从而引起数据包严重延时的现象，称为拥塞现象。若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。,拥塞控制与流量控制的关系,拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点通信量的控制。流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。,拥塞控制所起的作用,提供的负载,吞吐量,0,拥塞控制的一般原理,拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动态的（而不是静态的）问题。当前网络正朝着

6、高速化的方向发展，这很容易出现缓存不够大而造成分组的丢失。但分组的丢失是网络发生拥塞的征兆而不是原因。在许多情况下，甚至正是拥塞控制本身成为引起网络性能恶化甚至发生死锁的原因。这点应特别引起重视。,开环控制和闭环控制,开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。调整网络系统的运行以解决出现的问题。,TCP如何发现拥塞ICMP的源抑制报文；报文丢失现象。,3.TCP的拥塞控制方法,慢开始和拥塞避免发送方维持一

7、个叫做拥塞窗口 cwnd(congestion window)的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口。如再考虑到接收方的接收能力，则发送窗口还可能小于拥塞窗口。发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。,慢开始算法的原理,在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞窗口 cwnd=1，即设置为一个最大报文段 MSS 的数值。在每收到一个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口加 1，即增加一个 MSS 的数值。用这样的方法逐

8、步增大发送端的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。,发送方,接收方,发送 M1,确认 M1,发送 M2M3,确认 M2M3,发送 M4M7,确认 M4M7,cwnd=1,cwnd=2,cwnd=4,发送 M8M15,cwnd=8,t,t,发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使 cwnd 加 1。,轮次 1,轮次 2,轮次 3,传输轮次(transmission round),使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就加倍。一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间 RTT。“传输轮次”更加强调：把拥塞窗口 cwnd 所允许发送的报文段都连续发

9、送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。例如，拥塞窗口 cwnd=4，这时的往返时间 RTT 就是发送方连续发送 4 个报文段，并收到这 4 个报文段的确认，总共经历的时间。,设置慢开始门限状态变量ssthresh,慢开始门限 ssthresh 的用法如下：当 cwnd ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。当 cwnd=ssthresh 时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，即每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长。,当网

10、络出现拥塞时,无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是没有按时收到确认），就要把慢开始门限 ssthresh 设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把拥塞窗口 cwnd 重新设置为 1，执行慢开始算法。这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。,22,16,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口置为 1。图中的窗口单位不使用字节而使用报文段。,慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，即 ssthresh=16。,“乘法减小”,2,4,6,

11、8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥

12、塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd 的初始值为 1，发送第一个报文段 M0。,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,发送端每收到一个确认，就把 cwnd 加 1。于

13、是发送端可以接着发送 M1 和 M2 两个报文段。,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,接收端共发回两个确认。发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的 cwnd 加 1。现在 cwnd 从 2 增大到 4，并可接着发送后面的 4 个报文段。,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,

14、18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,发送端每收到一个对新报文段的确认，就把发送端的拥塞窗口加 1，因此拥塞窗口 cwnd 随着传输轮次按指数规律增长。,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,

15、慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值 ssthresh 时（即当 cwnd=16 时），就改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长。,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,传输轮次,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,2

16、0,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,假定拥塞窗口的数值增长到 24 时，网络出现超时，表明网络拥塞了。,传输轮次,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,慢开

17、始和拥塞避免算法的实现举例,更新后的 ssthresh 值变为 12（即发送窗口数值 24 的一半），拥塞窗口再重新设置为 1，并执行慢开始算法。,传输轮次,22,16,“乘法减小”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,拥塞窗口 cwnd,新的 ssthresh 值,网络拥塞,指数规律增长,ssthresh 的初始值,慢开始,慢开始,慢开始,拥塞避免“加法增大”,拥塞避免“加法增大”,慢开始和拥塞避免算法的实现举例,当 cwnd=12 时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个 MSS 的大小。,传输轮次,乘

18、法减小(multiplicative decrease),“乘法减小“是指不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 设置为当前的拥塞窗口值乘以 0.5。当网络频繁出现拥塞时，ssthresh 值就下降得很快，以大大减少注入到网络中的分组数。,加法增大(additive increase),“加法增大”是指执行拥塞避免算法后，在收到对所有报文段的确认后（即经过一个往返时间），就把拥塞窗口 cwnd增加一个 MSS 大小，使拥塞窗口缓慢增大，以防止网络过早出现拥塞。,注意,“拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全

19、避免网络拥塞还是不可能的。“拥塞避免”是说在拥塞避免阶段把拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。,快重传和快恢复,快重传算法首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认（对刚确认过的报文段的）。这样做可以让发送方及早知道有报文段没有到达接收方。发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段。不难看出，快重传并非取消重传计时器，而是在某些情况下可更早地重传丢失的报文段。,快重传举例,发送方,接收方,发送 M1,确认 M1,t,确认 M2,发送 M2,发送 M3,发送 M4,？,发送 M5,发送 M6,重复确认 M2,重复确认 M2,重复确认 M2,

20、t,发送 M7,丢失,快恢复算法,(1)当发送端收到连续三个重复的确认时，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限 ssthresh 减为拥塞窗口的一半。但接下去不执行慢开始算法。(2)由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此现在不执行慢开始算法，即拥塞窗口 cwnd 现在不设置为 1，而是设置为慢开始门限 ssthresh 减半后的数值，然后开始执行拥塞避免算法（“加法增大”），使拥塞窗口缓慢地线性增大。,24,从连续收到三个重复的确认转入拥塞避免,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,22,0,0,4,8,12,16,20,传输轮次,拥塞窗口 cwnd,收到 3 个重复的确

21、认执行快重传算法,慢开始,“乘法减小”,拥塞避免“加法增大”,TCP Reno版本,TCP Tahoe 版本(已废弃不用）,ssthresh 的初始值,拥塞避免“加法增大”,新的 ssthresh 值,慢开始,快恢复,发送窗口的上限值,发送方的发送窗口的上限值应当取为接收方窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个，即应按以下公式确定：发送窗口的上限值 Min rwnd,cwnd 当 rwnd cwnd 时，是接收方的接收能力限制发送窗口的最大值。当 cwnd rwnd 时，则是网络的拥塞限制发送窗口的最大值。,路由器的分组丢弃策略,一般情况下，路由器的队列通常按照先进先出（

22、FIFO）的规则处理到来的分组。由于路由器的队列长度是有限的，因此，当队列已满时，以后到达的分组将都被丢弃。这称为尾部丢弃（tail-drop）策略。尾部丢弃往往会导致一连串的分组丢失，使得发送方出现超时重传，TCP进入慢开始状态。由于通过路由器的TCP连接一般是多条，因此尾部丢弃会引起多个TCP连接同时进入慢开始阶段，使通信量突然下降很多，这称为全局同步。为避免全局同步，路由器一般采用RED策略丢弃分组。,随机早期检测 RED,使路由器的队列维持两个参数，即队列长度最小门限 THmin 和最大门限 THmax。RED(Random Early Detection)对每一个到达的数据报都先计算

23、平均队列长度 LAV。若平均队列长度小于最小门限 THmin，则将新到达的数据报放入队列进行排队。若平均队列长度超过最大门限 THmax，则将新到达的数据报丢弃。若平均队列长度在最小门限 THmin 和最大门限THmax 之间，则按照某一概率 p 将新到达的数据报丢弃。,RED 将路由器的到达队列划分成为三个区域,丢弃概率 p 与 THmin 和 Thmax 的关系,最小门限 THmin,最大门限 THmax,平均队列长度 Lav,分组丢弃概率 p,1.0,0,pmax,当 LAV Thmin 时，丢弃概率 p=0。当 LAV Thmax 时，丢弃概率 p=1。当 THmin LAV THmax时，0 p 1。例如，按线性规律变化，从 0 变到 pmax。,平均队列长度与分组丢弃概率,RED采用加权平均方法计算平均队列长度：,是0到1之间的数。分组丢弃概率p：count表示新进入队列的分组数,瞬时队列长度和平均队列长度的区别,作业,P2215-28,5-29,5-30,5-37,5-38,5-39,