《TCP协议讲解》PPT课件.ppt

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1、TCP协议讲解,小组成员：胡敏老师 米 永 成 向 峰,1、TCP是什么？,TCP是面向连接的通信协议，通过三次握手建立连接，通讯完成时要拆除连接，由于TCP是面向连接的所以只能用于点对点的通讯。,2、TCP产生的时代背景,“网络控制协议”（NCP Network Control Protocol）,1983年1月1日，在ARPA网中，TCP/IP取代了旧的网络控制协议（NCP，Network Control Protocol），从而成为今天的互联网的基石。,课件制作人：谢希仁,3、TCP协议在OSI中的位置,TCP,UDP,IP,应用层,与各种网络接口,运输层,4、运输层为相互通信的应用进程

2、提供了逻辑通信,54321,运输层提供应用进程间的逻辑通信,主机 A,主机 B,应用进程,应用进程,路由器 1,路由器 2,AP1,LAN2,WAN,AP2,AP3,AP4,IP 层,LAN1,AP1,AP2,AP4,端口,端口,54321,IP 协议的作用范围,运输层协议 TCP 和 UDP 的作用范围,AP3,课件制作人：谢希仁,5、运输层协议和网络层协议的主要区别,应用进程,应用进程,IP 协议的作用范围（提供主机之间的逻辑通信）,TCP 和 UDP 协议的作用范围（提供进程之间的逻辑通信）,因 特 网,课件制作人：谢希仁,传输实体,传输实体,传输协议,传输层,层接口,传输服务用户（应用

3、层实体）,传输服务用户（应用层实体）,层接口,网络层（或网际层）,应用层,主机 A,主机 B,传输层服务访问点TSAP,网络层服务访问点NSAP,6、端口,课件制作人：谢希仁,三类端口,熟知端口，数值一般为 01023。登记端口号，数值为102449151，为没有熟知端口号的应用程序使用的。使用这个范围的端口号必须在 IANA 登记，以防止重复。客户端口号或短暂端口号，数值为4915265535，留给客户进程选择暂时使用。当服务器进程收到客户进程的报文时，就知道了客户进程所使用的动态端口号。通信结束后，这个端口号可供其他客户进程以后使用。,课件制作人：谢希仁,TCP/IP 体系中的运输层协议,

4、TCP,UDP,IP,应用层,与各种网络接口,运输层,7、TCP与UDP的区别,课件制作人：谢希仁,8、TCP 的最主要特点之一：面向流,发送 TCP 报文段,发送方,接收方,把字节写入发送缓存,从接收缓存读取字节,应用进程,应用进程,18,17,16,15,14,H,加上 TCP 首部构成 TCP 报文段,TCP,TCP,字节流,字节流,H,表示 TCP 报文段的首部,x,表示序号为 x 的数据字节,TCP 连接,9、TCP的应用,课件制作人：谢希仁,10、套接字(socket),套接字 socket=(IP地址:端口号)(5-1)每一条 TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字

5、）所确定。即：TCP 连接:=socket1,socket2=(IP1:port1),(IP2:port2)(5-2),TCP首部,20 字节的固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,32 位,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,TCP 数据部分,TCP 首部,TCP 报文段,IP 数据部分,IP 首部,发送在前,11、TCP 报文段的首部格式,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口

6、,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,源端口和目的端口字段各占 2 字节。端口是运输层与应用层的服务接口。运输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,序号字段占 4 字节。TCP 连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。序号字段的值则指的是本报

7、文段所发送的数据的第一个字节的序号。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,确认号字段占 4 字节，是期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填

8、 充,数据偏移（即首部长度）占 4 位，它指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远。“数据偏移”的单位是 32 位字（以 4 字节为计算单位）。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,保留字段占 6 位，保留为今后使用，但目前应置为 0。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针

9、,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,紧急 URG 当 URG 1 时，表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据，应尽快传送(相当于高优先级的数据)。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,确认 ACK 只有当 ACK 1 时确认号字段才有效。当 ACK 0 时，确认号无效。,TCP首部,20字节固定首

10、部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,推送 PSH(PuSH)接收 TCP 收到 PSH=1 的报文段，就尽快地交付接收应用进程，而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,复位

11、 RST(ReSeT)当 RST 1 时，表明 TCP 连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），必须释放连接，然后再重新建立运输连接。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,同步 SYN 同步 SYN=1 表示这是一个连接请求或连接接受报文。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确

12、认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,终止 FIN(FINis)用来释放一个连接。FIN 1 表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,窗口字段 占 2 字节，用来让对方设置发送窗口的依据，单位为字节。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选

13、 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,检验和 占 2 字节。检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分。在计算检验和时，要在 TCP 报文段的前面加上 12 字节的伪首部。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 31,填 充,紧急指针字段 占 16 位，指出在本报文段中紧

14、急数据共有多少个字节（紧急数据放在本报文段数据的最前面）。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,比特 0 8 16 24 31,填 充,选项字段 长度可变。TCP 最初只规定了一种选项，即最大报文段长度 MSS。MSS 告诉对方 TCP：“我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是 MSS 个字节。”,MSS(Maximum Segment Size)是 TCP 报文段中的数据字段的最大长度。数据字段加上 TCP 首部才等

15、于整个的 TCP 报文段。,课件制作人：谢希仁,其他选项,窗口扩大选项 占 3 字节，其中有一个字节表示移位值 S。新的窗口值等于TCP 首部中的窗口位数增大到(16+S)，相当于把窗口值向左移动 S 位后获得实际的窗口大小。时间戳选项占10 字节，其中最主要的字段时间戳值字段（4 字节）和时间戳回送回答字段（4 字节）。选择确认选项在后面的 5.6.3 节介绍。,TCP首部,20字节固定首部,目 的 端 口,数据偏移,检 验 和,选 项（长 度 可 变）,源 端 口,序 号,紧 急 指 针,窗 口,确 认 号,保 留,FIN,SYN,RST,PSH,ACK,URG,位 0 8 16 24 3

16、1,填 充,填充字段 这是为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍。,12、可靠传输的工作原理12、1 停止等待协议,(a)无差错情况,A,发送 M1,确认 M1,B,发送 M2,发送 M3,确认 M2,确认 M3,A,发送 M1,B,超时重传 M1,发送 M2,确认 M1,丢弃有差错的报文,(b)超时重传,t,t,t,t,课件制作人：谢希仁,丢弃重复的 M1重传确认M1,确认丢失和确认迟到,A,发送 M1,B,超时重传 M1,发送 M2,丢弃重复的 M1重传确认 M1,(a)确认丢失,确认 M1,A,发送 M1,B,超时重传 M1,发送 M2,(b)确认迟到,确认 M1,收下迟到的确认但什么也

17、不做,t,t,t,t,课件制作人：谢希仁,可靠通信的实现,使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ(Automatic Repeat reQuest)。ARQ 表明重传的请求是自动进行的。接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。,课件制作人：谢希仁,信道利用率,停止等待协议的优点是简单，但缺点是信道利用率太低。,TD,RTT,A,TD+RTT+TA,B,分组,确认,t,t,分组,确认,课件制作人：谢希仁,信道的利用率 U,(5-3),课件制作人：谢希仁,流水线传输,发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等

18、待对方的确认。由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率。,B,分组,t,t,A,ACK,课件制作人：谢希仁,12、2 连续 ARQ 协议,1,2,3,4,5,6,7,8,9,10,11,12,(a)发送方维持发送窗口（发送窗口是 5）,发送窗口,课件制作人：谢希仁,累积确认,接收方一般采用累积确认的方式。即不必对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。累积确认有的优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传。缺点是：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。,课件制作人：谢希仁,Go-

19、back-N（回退 N）,如果发送方发送了前 5 个分组，而中间的第 3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的 N 个分组。可见当通信线路质量不好时，连续 ARQ 协议会带来负面的影响。,课件制作人：谢希仁,TCP 可靠通信的具体实现,TCP 连接的每一端都必须设有两个窗口一个发送窗口和一个接收窗口。TCP 的可靠传输机制用字节的序号进行控制。TCP 所有的确认都是基于序号而不是基于报文段。TCP 两端的四个窗口经常处于动态变化之中。TCP

20、连接的往返时间 RTT 也不是固定不变的。需要使用特定的算法估算较为合理的重传时间。,课件制作人：谢希仁,13 TCP 可靠传输的实现13、1以字节为单位的滑动窗口,前移,不允许发送,已发送并收到确认,A 的发送窗口=20,允许发送的序号,26,27,28,29,30,31,32,33,34,35,36,37,38,39,40,41,42,43,44,45,46,47,48,49,50,51,52,53,54,55,56,B 期望收到的序号,前沿,后沿,前移,收缩,根据 B 给出的窗口值A 构造出自己的发送窗口,TCP 标准强烈不赞成发送窗口前沿向后收缩,不允许发送,已发送并收到确认,A 的发

21、送窗口位置不变,允许发送但尚未发送,26,27,28,29,30,31,32,33,34,35,36,37,38,39,40,41,42,43,44,45,46,47,48,49,50,51,52,53,54,55,已发送但未收到确认,56,P1,P2,P3,不允许接收,已发送确认并交付主机,B 的接收窗口,允许接收,26,27,28,29,30,31,32,33,34,35,36,37,38,39,40,41,42,43,44,45,46,47,48,49,50,51,52,53,54,55,56,未按序收到,可用窗口,A 发送了 11 个字节的数据,P3 P1=A 的发送窗口（又称为通知窗

22、口）P2 P1=已发送但尚未收到确认的字节数P3 P2=允许发送但尚未发送的字节数（又称为可用窗口）,允许发送但尚未发送,A 的发送窗口向前滑动,26,27,28,29,30,31,32,33,34,35,36,37,38,39,40,41,42,43,44,45,46,47,48,49,50,51,52,53,54,55,已发送并收到确认,不允许发送,已发送但未收到确认,56,P1,P2,P3,允许接收,B 的接收窗口向前滑动,26,27,28,29,30,31,32,33,34,35,36,37,38,39,40,41,42,43,44,45,46,47,48,49,50,51,52,53

23、,54,55,已发送确认并交付主机,不允许接收,56,未按序收到,A 收到新的确认号，发送窗口向前滑动,先存下，等待缺少的数据的到达,不允许发送,已发送并收到确认,A 的发送窗口已满，有效窗口为零,26,27,28,29,30,31,32,33,34,35,36,37,38,39,40,41,42,43,44,45,46,47,48,49,50,51,52,53,54,55,已发送但未收到确认,56,P1,P2,P3,A 的发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认，必须停止发送。,课件制作人：谢希仁,发送缓存,最后被确认的字节,发送应用程序,发送缓存,最后发送的字节,发送窗口,已发送,TC

24、P,序号增大,课件制作人：谢希仁,接收缓存,接收应用程序,已收到,接收窗口,TCP,接收缓存,下一个读取的字节,序号增大,下一个期望收到的字节（确认号）,课件制作人：谢希仁,发送缓存与接收缓存的作用,发送缓存用来暂时存放：发送应用程序传送给发送方 TCP 准备发送的数据；TCP 已发送出但尚未收到确认的数据。接收缓存用来暂时存放：按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据；不按序到达的数据。,课件制作人：谢希仁,需要强调三点,A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）。TCP 标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理。通常是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少

25、的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。TCP 要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。,课件制作人：谢希仁,13、2 超时重传时间的选择,重传机制是 TCP 中最重要和最复杂的问题之一。TCP 每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。,课件制作人：谢希仁,往返时延的方差很大,由于 TCP 的下层是一个互联网环境，IP 数据报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返时间的方差也很大。,时间,数据链路层,T1,T2,T3,往返时间的概率分布,课件制作人：谢希仁,加权平均往返时间,TCP 保留了 RTT 的一个加权

26、平均往返时间 RTTS（这又称为平滑的往返时间）。第一次测量到 RTT 样本时，RTTS 值就取为所测量到的 RTT 样本值。以后每测量到一个新的 RTT 样本，就按下式重新计算一次 RTTS：新的 RTTS(1)(旧的 RTTS)(新的 RTT 样本)(5-4)式中，0 1。若 很接近于零，表示 RTT 值更新较慢。若选择 接近于 1，则表示 RTT 值更新较快。RFC 2988 推荐的 值为 1/8，即 0.125。,课件制作人：谢希仁,超时重传时间 RTO(RetransmissionTime-Out),RTO 应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTTS。RFC 2988 建议使用下式

27、计算 RTO：RTO RTTS+4 RTTD(5-5)RTTD 是 RTT 的偏差的加权平均值。RFC 2988 建议这样计算 RTTD。第一次测量时，RTTD 值取为测量到的 RTT 样本值的一半。在以后的测量中，则使用下式计算加权平均的 RTTD：新的 RTTD=(1)(旧的RTTD)+RTTS 新的 RTT 样本(5-6)是个小于 1 的系数，其推荐值是 1/4，即 0.25。,课件制作人：谢希仁,往返时间 RTT?,往返时间的测量相当复杂,TCP 报文段 1 没有收到确认。重传（即报文段 2）后，收到了确认报文段 ACK。如何判定此确认报文段是对原来的报文段 1 的确认，还是对重传的报

28、文段 2 的确认？,发送一个TCP 报文段,超时重传TCP 报文段,收到 ACK,时间,1,2,往返时间 RTT?,是对哪一个报文段的确认？,课件制作人：谢希仁,Karn 算法,在计算平均往返时间 RTT 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均平均往返时间 RTTS 和超时重传时间 RTO 就较准确。,课件制作人：谢希仁,报文段每重传一次，就把 RTO 增大一些：新的 RTO(旧的 RTO)系数 的典型值是 2。当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和超时重传时间 RTO 的数值。实践证明，这种策略较为合理。,修正的 Karn 算法

29、,课件制作人：谢希仁,13、3 选择确认 SACK(Selective ACK),接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。,课件制作人：谢希仁,1 1000 1501 3000 3501 4500,确认号=1001,L1=1501,L2=3501,R1=3001,R1=4501,接收到的字节流序号不连续,连续的字节流,第一个字节块,第二个字节块,和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：左边界和右边界。图中用四个指针标记这些边界。第一个字节块的左边界

30、L1=1501，但右边界 R1=3001。左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减 1 才是 字节块中的最后一个序号。第二个字节块的左边界 L2=3501，而右边界 R2=4501。,课件制作人：谢希仁,RFC 2018 的规定,如果要使用选择确认，那么在建立 TCP 连接时，就要在 TCP 首部的选项中加上“允许 SACK”的选项，而双方必须都事先商定好。如果使用选择确认，那么原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。只是以后在 TCP 报文段的首部中都增加了 SACK 选项，以便报告收到的不连续的字节块的边界。由于首部选项的长度最多只有 40 字节，而指明一个边界就要用掉 4 字节，

31、因此在选项中最多只能指明 4 个字节块的边界信息。,课件制作人：谢希仁,5.7 TCP 的流量控制5.7.1 利用滑动窗口实现流量控制,一般说来，我们总是希望数据传输得更快一些。但如果发送方把数据发送得过快，接收方就可能来不及接收，这就会造成数据的丢失。流量控制(flow control)就是让发送方的发送速率不要太快，既要让接收方来得及接收，也不要使网络发生拥塞。利用滑动窗口机制可以很方便地在 TCP 连接上实现流量控制。,seq=1,DATA,seq=201,DATA,seq=401,DATA,seq=301,DATA,seq=101,DATA,seq=201,DATA,seq=501,D

32、ATA,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 501 至 600，不能再发送了,不

33、允许 A 再发送（到序号 600 为止的数据都收到了）,丢失！,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）”。,课件制作人：谢希仁,持续计时器(persistence timer)。,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。,课件制作人：谢希

34、仁,5.7.2 必须考虑传输效率,可以用不同的机制来控制 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。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。,课件制作人：谢希仁,5.8 TCP的拥塞控制5.8.1 拥塞控制的一般原理,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

35、塞(congestion)。出现资源拥塞的条件：对资源需求的总和 可用资源(5-7)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。,课件制作人：谢希仁,拥塞控制与流量控制的关系,拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。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。,课件制作人：谢希仁,拥塞控制所起的作用,提供的负载,吞吐量,0,课件制作人：

36、谢希仁,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。,课件制作人：谢希仁,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

37、出现的问题。,课件制作人：谢希仁,5.8.2 几种拥塞控制方法1.慢开始和拥塞避免,发送方维持一个叫做拥塞窗口 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。,课件制作人：谢希仁,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

38、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,课件制作人：谢希仁,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 c

39、wnd 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。,课件制作人：谢希仁,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

40、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。,课件制作人：谢希仁,当网络出现拥塞时,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

41、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”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,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

42、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,s

43、sthresh 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

44、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”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,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

45、,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,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,ss

46、thresh 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”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,24,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,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”,2,4,6,8,10,12,14,16,18,20,0,0,4,8,12,20,2

47、4,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,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

48、“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,课件制作人：谢希仁,乘法减小(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。,课件制作人：谢希仁,加法增大(additive increase),“加法增大”是指执行拥塞避

49、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。,课件制作人：谢希仁,必须强调指出,“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。,课件制作人：谢希仁,2.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。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

50、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,t,发送 M7,丢失,课件制作人：谢希仁,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