傳輸層概

• 作用：傳輸層為它上面的應(yīng)用層提供通信服務(wù)。

• 在OSI七層參考模型中，傳輸層是面向通信的最高層，也是用戶功能的最底層。

• 傳輸層兩大重要的功能：復(fù)用 和 分用。

  • 復(fù)用：在發(fā)送端，多個應(yīng)用進程公用一個傳輸層；

  • 分用：在接收端，傳輸層會根據(jù)端口號將數(shù)據(jù)分派給不同的應(yīng)用進程。

• 和網(wǎng)絡(luò)層的區(qū)別：

  • 網(wǎng)絡(luò)層為不同主機提供通信服務(wù)，而傳輸層為不同主機的不同應(yīng)用提供通信服務(wù)。

  • 網(wǎng)絡(luò)層只對報文頭部進行差錯檢測，而傳輸層對整個報文進行差錯檢測。

UDP（用戶數(shù)據(jù)報協(xié)議）詳解

UDP的特點

1. UDP只在IP數(shù)據(jù)報服務(wù)的基礎(chǔ)上增加了少量的功能：復(fù)用與分用、對整個報文的差錯檢測。

2. UDP是無連接的

   通信前不需要建立連接，通信結(jié)束也無需釋放連接。

3. UDP是不可靠的

   它是盡力而為交付，不能確保每一個數(shù)據(jù)報都送達。

4. UDP是面向報文的

   所謂『面向報文』就是指：UDP數(shù)據(jù)傳輸?shù)膯挝皇菆笪?，且不會對?shù)據(jù)作任何 拆分 和 拼接 操作。

   在發(fā)送端，應(yīng)用程序給傳輸層的UDP什么樣的數(shù)據(jù)，UDP不會對數(shù)據(jù)進行切分，只增加一個UDP頭并交給網(wǎng)絡(luò)層。

   在接收端，UDP收到網(wǎng)絡(luò)層的數(shù)據(jù)報后，去除IP數(shù)據(jù)報頭部后遍交給應(yīng)用層，不會作任何拼接操作。

5. UDP沒有擁塞控制

   UDP始終以恒定的速率發(fā)送數(shù)據(jù)，并不會根據(jù)網(wǎng)絡(luò)擁塞情況對發(fā)送速率作調(diào)整。這種方式有利有弊。

   弊端：網(wǎng)絡(luò)擁塞時有些報文可能會丟失，因此UDP不可靠。

   優(yōu)點：有些使用場景允許報文丟失，如：直播、語音通話，但對實時性要求很高，此時UDP還是很有用武之地的。

6. UDP支持一對一、一對多、多對多、多對一通信

   而TCP只支持一對一通信。

7. UDP首部開銷小，只有8字節(jié)。

   而TCP頭部至少由20字節(jié)，相比于TCP要高效很多。

PS：問：UDP不可靠具體體現(xiàn)在哪些方面？數(shù)據(jù)報丟失？數(shù)據(jù)報順序？

UDP報文頭

• 源端口

• 目的端口

• 長度：整個數(shù)據(jù)報的長度

• 檢驗和：整個數(shù)據(jù)報的檢驗和。

TCP（傳輸控制協(xié)議）詳解

TCP特點

1. TCP是面向連接的

   通信前需要建立連接，通信結(jié)束需要釋放連接。

2. TCP提供可靠交付服務(wù)

   所謂『可靠』指的是：TCP發(fā)送的數(shù)據(jù)無重復(fù)、無丟失、無錯誤、與發(fā)送端順序一致。

3. TCP是面向字節(jié)流的

   所謂『面向字節(jié)流』指的是：TCP以字節(jié)為單位。雖然傳輸?shù)倪^程中數(shù)據(jù)被劃分成一個個數(shù)據(jù)報，但這只是為了方便傳輸，接收端最終接受到的數(shù)據(jù)將與發(fā)送端的數(shù)據(jù)一模一樣。

4. TCP提供全雙工通信

   所謂『全雙工通信』指的是：TCP的兩端既可以作為發(fā)送端，也可以作為接收端。

5. 一條TCP連接的兩端只能有兩個端點

   TCP只能提供點到點的通信，而UDP可以任意方式的通信。

TCP連接 與 套接字

• 什么是『TCP連接』？

  TCP連接是一種抽象的概念，表示一條可以通信的鏈路。每條TCP連接有且僅有兩個端點，表示通信的雙方。且雙發(fā)在任意時刻都可以作為發(fā)送者和接收者。

• 什么是『套接字』？

  一條TCP連接的兩端就是兩個套接字。套接字=IP地址: 端口號。因此，TCP連接=（套接字1，套接字2）=（IP1:端口號1，IP2:端口號2）

TCP頭部

TCP頭部長度有20字節(jié)的固定部分，選項部分長度不定，但最多40字節(jié)，因此TCP頭部在20-60字節(jié)之間。

1. 源端口 和 目的端口

   傳輸層和網(wǎng)絡(luò)層一大重要區(qū)別就是傳輸層指定了數(shù)據(jù)報發(fā)往的應(yīng)用進程，因此需要端口號標識。

2. 序號

   當前TCP數(shù)據(jù)報數(shù)據(jù)部分的第一個字節(jié)的序號。我們知道，TCP是面向字節(jié)的，它會對發(fā)送的每一個字節(jié)進行編號，而且不同數(shù)據(jù)報之間是連續(xù)編號的。

   由于本字段4字節(jié)，可以給[0,2^32-1]個字節(jié)進行編號（大約4G），而且序號循環(huán)使用，當發(fā)送完2^32-1個字節(jié)后，序號又從0開始。一般來說，當2^32-1個字節(jié)被發(fā)送的時候，前面的字節(jié)早就發(fā)送成功了，因此序號可以循環(huán)使用。

3. 確認號

   表示當前主機作為接收端時，期望接收的下一個字節(jié)的編號是多少。也表示，當前主機已經(jīng)正確接收的最后一個字節(jié)序號+1。

4. 數(shù)據(jù)偏移（報文長度）

   它表明了數(shù)據(jù)報頭部的長度。

5. 保留字段

6. 標識符

   TCP有7種標識符，用于表示TCP報文的性質(zhì)。它們只能為0或1。

• URG=1
  當URG字段被置1，表示本數(shù)據(jù)報的數(shù)據(jù)部分包含緊急信息，此時緊急指針有效。緊急數(shù)據(jù)一定位于當前數(shù)據(jù)包數(shù)據(jù)部分的最前面，緊急指針標明了緊急數(shù)據(jù)的尾部。如control+c：這個命令要求操作系統(tǒng)立即停止當前進程。此時，這條命令就會存放在數(shù)據(jù)包數(shù)據(jù)部分的開頭，并由緊急指針標識命令的位置，并URG字段被置1。

• ACK=1
  ACK被置1后確認號字段才有效。此外，TCP規(guī)定，在連接建立后傳送的所有報文段都必須把ACK置1。

• PSH=1
  當接收方收到PSH=1的報文后，會立即將數(shù)據(jù)交付給應(yīng)用程序，而不會等到緩沖區(qū)滿后再提交。一些交互式應(yīng)用需要這樣的功能，降低命令的響應(yīng)時間。

• RST=1
  當該值為1時，表示當前TCP連接出現(xiàn)嚴重問題，必須要釋放重連。

• SYN=1
  SYN在建立連接時使用。當SYN=1，ACK=0時，表示當前報文段是一個連接請求報文。當SYN=1，ACK=1時，表示當前報文段是一個同意建立連接的應(yīng)答報文。

• FIN=1
  FIN=1表示此報文段是一個釋放連接的請求報文。

1. 接收窗口大小

   該字段用于實現(xiàn)TCP的流量控制。它表示當前接收方的接收窗口的剩余容量，發(fā)送方收到該值后會將發(fā)送窗口調(diào)整成該值的大小。發(fā)送窗口的大小又決定了發(fā)送速率，所以接收方通過設(shè)置該值就可以控制發(fā)送放的發(fā)送速率。發(fā)送方每收到一個數(shù)據(jù)報都要調(diào)整當前的發(fā)送窗口。

2. 檢驗和

   用于接收端檢驗整個數(shù)據(jù)包在傳輸過程中是否出錯。

3. 緊急指針

   用于標識緊急數(shù)據(jù)的尾部。

4. 選項字段

   上述字段都是每個TCP頭部必須要有的，而選項字段是可選的，且長度可變，最長40字節(jié)。
   最常用的選項字段為MMS：最大報文長度。

TCP三次握手

PS：TCP協(xié)議中，主動發(fā)起請求的一端稱為『客戶端』，被動連接的一端稱為『服務(wù)端』。不管是客戶端還是服務(wù)端，TCP連接建立完后都能發(fā)送和接收數(shù)據(jù)。

起初，服務(wù)器和客戶端都為CLOSED狀態(tài)。在通信開始前，雙方都得創(chuàng)建各自的傳輸控制塊（TCB）。
服務(wù)器創(chuàng)建完TCB后遍進入LISTEN狀態(tài)，此時準備接收客戶端發(fā)來的連接請求。

第一次握手

客戶端向服務(wù)端發(fā)送連接請求報文段。該報文段的頭部中SYN=1，ACK=0，seq=x。請求發(fā)送后，客戶端便進入SYN-SENT狀態(tài)。

• PS1：SYN=1，ACK=0表示該報文段為連接請求報文。

• PS2：x為本次TCP通信的字節(jié)流的初始序號。
  TCP規(guī)定：SYN=1的報文段不能有數(shù)據(jù)部分，但要消耗掉一個序號。

第二次握手

服務(wù)端收到連接請求報文段后，如果同意連接，則會發(fā)送一個應(yīng)答：SYN=1，ACK=1，seq=y，ack=x+1。該應(yīng)答發(fā)送完成后便進入SYN-RCVD狀態(tài)。

• PS1：SYN=1，ACK=1表示該報文段為連接同意的應(yīng)答報文。

• PS2：seq=y表示服務(wù)端作為發(fā)送者時，發(fā)送字節(jié)流的初始序號。

• PS3：ack=x+1表示服務(wù)端希望下一個數(shù)據(jù)報發(fā)送序號從x+1開始的字節(jié)。

第三次握手

當客戶端收到連接同意的應(yīng)答后，還要向服務(wù)端發(fā)送一個確認報文段，表示：服務(wù)端發(fā)來的連接同意應(yīng)答已經(jīng)成功收到。該報文段的頭部為：ACK=1，seq=x+1，ack=y+1。

客戶端發(fā)完這個報文段后便進入ESTABLISHED狀態(tài)，服務(wù)端收到這個應(yīng)答后也進入ESTABLISHED狀態(tài)，此時連接的建立完成！

為什么連接建立需要三次握手，而不是兩次握手？

防止失效的連接請求報文段被服務(wù)端接收，從而產(chǎn)生錯誤。

PS：失效的連接請求：若客戶端向服務(wù)端發(fā)送的連接請求丟失，客戶端等待應(yīng)答超時后就會再次發(fā)送連接請求，此時，上一個連接請求就是『失效的』。

若建立連接只需兩次握手，客戶端并沒有太大的變化，仍然需要獲得服務(wù)端的應(yīng)答后才進入ESTABLISHED狀態(tài)，而服務(wù)端在收到連接請求后就進入ESTABLISHED狀態(tài)。此時如果網(wǎng)絡(luò)擁塞，客戶端發(fā)送的連接請求遲遲到不了服務(wù)端，客戶端便超時重發(fā)請求，如果服務(wù)端正確接收并確認應(yīng)答，雙方便開始通信，通信結(jié)束后釋放連接。此時，如果那個失效的連接請求抵達了服務(wù)端，由于只有兩次握手，服務(wù)端收到請求就會進入ESTABLISHED狀態(tài)，等待發(fā)送數(shù)據(jù)或主動發(fā)送數(shù)據(jù)。但此時的客戶端早已進入CLOSED狀態(tài)，服務(wù)端將會一直等待下去，這樣浪費服務(wù)端連接資源。

TCP四次揮手

TCP連接的釋放一共需要四步，因此稱為『四次揮手』。我們知道，TCP連接是雙向的，因此在四次揮手中，前兩次揮手用于斷開一個方向的連接，后兩次揮手用于斷開另一方向的連接。

第一次揮手

若A認為數(shù)據(jù)發(fā)送完成，則它需要向B發(fā)送連接釋放請求。該請求只有報文頭，頭中攜帶的主要參數(shù)為：FIN=1，seq=u。此時，A將進入FIN-WAIT-1狀態(tài)。

• PS1：FIN=1表示該報文段是一個連接釋放請求。

• PS2：seq=u，u-1是A向B發(fā)送的最后一個字節(jié)的序號。

第二次揮手

B收到連接釋放請求后，會通知相應(yīng)的應(yīng)用程序，告訴它A向B這個方向的連接已經(jīng)釋放。此時B進入CLOSE-WAIT狀態(tài)，并向A發(fā)送連接釋放的應(yīng)答，其報文頭包含：ACK=1，seq=v，ack=u+1。

• PS1：ACK=1：除TCP連接請求報文段以外，TCP通信過程中所有數(shù)據(jù)報的ACK都為1，表示應(yīng)答。

• PS2：seq=v，v-1是B向A發(fā)送的最后一個字節(jié)的序號。

• PS3：ack=u+1表示希望收到從第u+1個字節(jié)開始的報文段，并且已經(jīng)成功接收了前u個字節(jié)。

A收到該應(yīng)答，進入FIN-WAIT-2狀態(tài)，等待B發(fā)送連接釋放請求。

第二次揮手完成后，A到B方向的連接已經(jīng)釋放，B不會再接收數(shù)據(jù)，A也不會再發(fā)送數(shù)據(jù)。但B到A方向的連接仍然存在，B可以繼續(xù)向A發(fā)送數(shù)據(jù)。

第三次揮手

當B向A發(fā)完所有數(shù)據(jù)后，向A發(fā)送連接釋放請求，請求頭：FIN=1，ACK=1，seq=w，ack=u+1。B便進入LAST-ACK狀態(tài)。

第四次揮手

A收到釋放請求后，向B發(fā)送確認應(yīng)答，此時A進入TIME-WAIT狀態(tài)。該狀態(tài)會持續(xù)2MSL時間，若該時間段內(nèi)沒有B的重發(fā)請求的話，就進入CLOSED狀態(tài)，撤銷TCB。當B收到確認應(yīng)答后，也便進入CLOSED狀態(tài)，撤銷TCB。

為什么A要先進入TIME-WAIT狀態(tài)，等待2MSL時間后才進入CLOSED狀態(tài)？

為了保證B能收到A的確認應(yīng)答。若A發(fā)完確認應(yīng)答后直接進入CLOSED狀態(tài)，那么如果該應(yīng)答丟失，B等待超時后就會重新發(fā)送連接釋放請求，但此時A已經(jīng)關(guān)閉了，不會作出任何響應(yīng)，因此B永遠無法正常關(guān)閉。

TCP可靠傳輸?shù)膶崿F(xiàn)

TCP的可靠性表現(xiàn)在：它向應(yīng)用層提供的數(shù)據(jù)是 無差錯的、有序的、無丟失的，簡單的說就是：TCP最終遞交給應(yīng)用層的數(shù)據(jù)和發(fā)送者發(fā)送的數(shù)據(jù)是一模一樣的。TCP采用了流量控制、擁塞控制、連續(xù)ARQ等技術(shù)來保證它的可靠性。

PS：網(wǎng)絡(luò)層傳輸?shù)臄?shù)據(jù)單元為『數(shù)據(jù)報』，傳輸層的數(shù)據(jù)單元為『報文段』，但為了方便起見，可以統(tǒng)稱為『分組』。

停止等待協(xié)議（ARQ協(xié)議）

TCP保證其可靠性采用的是更為復(fù)雜的滑動窗口協(xié)議，但停止等待協(xié)議是它的簡化版，為了方便理解，這里先介紹停止等待協(xié)議。

• AQR協(xié)議

  ARQ(Automatic Repeat reQuest)自動重傳請求。顧名思義，當請求失敗時它會自動重傳，直到請求被正確接收為止。這種機制保證了每個分組都能被正確接收。停止等待協(xié)議是一種ARQ協(xié)議。

• 停止等待協(xié)議的原理

  • 無差錯的情況

    A向B每發(fā)送一個分組，都要停止發(fā)送，等待B的確認應(yīng)答；A只有收到了B的確認應(yīng)答后才能發(fā)送下一個分組。

  • 分組丟失和出現(xiàn)差錯的情況

    發(fā)送者擁有超時計時器。每發(fā)送一個分組便會啟動超時計時器，等待B的應(yīng)答。若超時仍未收到應(yīng)答，則A會重發(fā)剛才的分組。

    分組出現(xiàn)差錯：若B收到分組，但通過檢查和字段發(fā)現(xiàn)分組在運輸途中出現(xiàn)差錯，它會直接丟棄該分組，并且不會有任何其他動作。A超時后便會重新發(fā)送該分組，直到B正確接收為止。

    分組丟失：若分組在途中丟失，B并沒有收到分組，因此也不會有任何響應(yīng)。當A超時后也會重傳分組，直到正確接收該分組的應(yīng)答為止。

    綜上所述：當分組丟失 或 出現(xiàn)差錯 的情況下，A都會超時重傳分組。

  • 應(yīng)答丟失 和 應(yīng)答遲到 的情況

    TCP會給每個字節(jié)都打上序號，用于判斷該分組是否已經(jīng)接收。

    應(yīng)答丟失：若B正確收到分組，并已經(jīng)返回應(yīng)答，但應(yīng)答在返回途中丟失了。此時A也收不到應(yīng)答，  從而超時重傳。緊接著B又收到了該分組。接收者根據(jù)序號來判斷當前收到的分組是否已經(jīng)接收，若已接收則直接丟棄，并補上一個確認應(yīng)答。

    應(yīng)答遲到：若由于網(wǎng)絡(luò)擁塞，A遲遲收不到B發(fā)送的應(yīng)答，因此會超時重傳。B收到該分組后，發(fā)現(xiàn)已經(jīng)接收，便丟棄該分組，并向A補上確認應(yīng)答。A收到應(yīng)答后便繼續(xù)發(fā)送下一個分組。但經(jīng)過了很長時間后，那個失效的應(yīng)答最終抵達了A，此時A可根據(jù)序號判斷該分組已經(jīng)接收，此時只需簡單丟棄即可。

• 停止等待協(xié)議的注意點

  • 每發(fā)送完一個分組，該分組必須被保留，直到收到確認應(yīng)答為止。

  • 必須給每個分組進行編號。以便按序接收，并判斷該分組是否已被接收。

  • 必須設(shè)置超時計時器。每發(fā)送一個分組就要啟動計時器，超時就要重發(fā)分組。

  • 計時器的超時時間要大于應(yīng)答的平均返回時間，否則會出現(xiàn)很多不必要的重傳，降低傳輸效率。但超時時間也不能太長。

滑動窗口協(xié)議（連續(xù)ARQ協(xié)議）

• 連續(xù)ARQ協(xié)議

  在ARQ協(xié)議發(fā)送者每次只能發(fā)送一個分組，在應(yīng)答到來前必須等待。而連續(xù)ARQ協(xié)議的發(fā)送者擁有一個發(fā)送窗口，發(fā)送者可以在沒有得到應(yīng)答的情況下連續(xù)發(fā)送窗口中的分組。這樣降低了等待時間，提高了傳輸效率。

• 累計確認

  在連續(xù)ARQ協(xié)議中，接收者也有個接收窗口，接收者并不需要每收到一個分組就返回一個應(yīng)答，可以連續(xù)收到分組之后統(tǒng)一返回一個應(yīng)答。這樣能節(jié)省流量。TCP頭部的ack字段就是用來累計確認，它表示已經(jīng)確認的字節(jié)序號+1，也表示期望發(fā)送者發(fā)送的下一個分組的起始字節(jié)號。

• 發(fā)送窗口
  

  發(fā)送窗口的大小由接收窗口的剩余大小決定。接收者會把當前接收窗口的剩余大小寫入應(yīng)答TCP報文段的頭部，發(fā)送者收到應(yīng)答后根據(jù)該值和當前網(wǎng)絡(luò)擁塞情況設(shè)置發(fā)送窗口的大小。發(fā)送窗口的大小是不斷變化的。發(fā)送窗口由三個指針構(gòu)成：

  發(fā)送者每收到一個應(yīng)答，后沿就可以向前移動指定的字節(jié)。此時若窗口大小仍然沒變，前沿也可以向前移動指定字節(jié)。當p2和前沿重合時，發(fā)送者必須等待確認應(yīng)答。

  • p1
    p1指向發(fā)送窗口的后沿，它后面的字節(jié)表示已經(jīng)發(fā)送且已收到應(yīng)答。

  • p2
    p2指向尚未發(fā)送的第一個字節(jié)。p1-p2間的字節(jié)表示已經(jīng)發(fā)送，但還沒收到確認應(yīng)答。這部分的字節(jié)仍需保留，因為可能還要超時重發(fā)。p2-p3間的字節(jié)表示可以發(fā)送，但還沒有發(fā)送的字節(jié)。

  • p3
    p3指向發(fā)送窗口的前沿，它前面的字節(jié)尚未發(fā)送，且不允許發(fā)送。

• 接收窗口

  

• 接收者收到的字節(jié)會存入接收窗口，接收者會對已經(jīng)正確接收的有序字節(jié)進行累計確認，發(fā)送完確認應(yīng)答后，接收窗口就可以向前移動指定字節(jié)。

  如果某些字節(jié)并未按序收到，接收者只會確認最后一個有序的字節(jié)，從而亂序的字節(jié)就會被重新發(fā)送。

• 連續(xù)ARQ的注意點

1. 同一時刻發(fā)送窗口的大小并不一定和接收窗口一樣大。雖然發(fā)送窗口的大小是根據(jù)接收窗口的大小來設(shè)定的，但應(yīng)答在網(wǎng)絡(luò)中傳輸是有時間的，有可能t1時間接收窗口大小為m，但當確認應(yīng)答抵達發(fā)送者時，接收窗口的大小已經(jīng)發(fā)生了變化。此外發(fā)送窗口的大小還隨網(wǎng)絡(luò)擁塞情況影響。當網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞時，發(fā)送窗口將被調(diào)小。

2. TCP標準并未規(guī)定未按序到達的字節(jié)的處理方式。但TCP一般都會緩存這些字節(jié)，等缺少的字節(jié)到達后再交給應(yīng)用層處理。這比直接丟棄亂序的字節(jié)要節(jié)約帶寬。

3. TCP標準規(guī)定接收方必須要有累計確認功能。接收方可以對多個TCP報文段同時確認，但不能拖太長時間，一般是0.5S以內(nèi)。此外，TCP允許接收者在有數(shù)據(jù)要發(fā)送的時候捎帶上確認應(yīng)答。但這種情況一般較少，因為一般很少有兩個方向都要發(fā)送數(shù)據(jù)的情況。

流量控制

• 什么是流量控制？

  如果發(fā)送者發(fā)送過快，接收者來不及接收，那么就會有分組丟失。為了避免分組丟失，控制發(fā)送者的發(fā)送速度，使得接收者來得及接收，這就是流量控制。

• 流量控制的目的？

  流量控制根本目的是防止分組丟失，它是構(gòu)成TCP可靠性的一方面。

• 如何實現(xiàn)流量控制？

  由滑動窗口協(xié)議（連續(xù)ARQ協(xié)議）實現(xiàn)。滑動窗口協(xié)議既保證了分組無差錯、有序接收，也實現(xiàn)了流量控制。

• 流量控制引發(fā)的死鎖

  當發(fā)送者收到了一個窗口為0的應(yīng)答，發(fā)送者便停止發(fā)送，等待接收者的下一個應(yīng)答。但是如果這個窗口不為0的應(yīng)答在傳輸過程丟失，發(fā)送者一直等待下去，而接收者以為發(fā)送者已經(jīng)收到該應(yīng)答，等待接收新數(shù)據(jù)，這樣雙方就相互等待，從而產(chǎn)生死鎖。

• 持續(xù)計時器

  為了避免流量控制引發(fā)的死鎖，TCP使用了持續(xù)計時器。每當發(fā)送者收到一個零窗口的應(yīng)答后就啟動該計時器。時間一到便主動發(fā)送報文詢問接收者的窗口大小。若接收者仍然返回零窗口，則重置該計時器繼續(xù)等待；若窗口不為0，則表示應(yīng)答報文丟失了，此時重置發(fā)送窗口后開始發(fā)送，這樣就避免了死鎖的產(chǎn)生。

擁塞控制

• 擁塞控制 和 流量控制 的區(qū)別？

  PS：擁塞控制是針對于網(wǎng)絡(luò)而言的，它是防止往網(wǎng)絡(luò)中寫入太多分組，從而導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)擁塞的情況；而流量控制是針對接收者的，它是通過控制發(fā)送者的發(fā)送速度保證接收者能夠來得及接收。

1. 擁塞控制：擁塞控制是作用于網(wǎng)絡(luò)的，它是防止過多的數(shù)據(jù)注入到網(wǎng)絡(luò)中，避免出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)負載過大的情況；

2. 流量控制：流量控制是作用于接收者的，它是控制發(fā)送者的發(fā)送速度從而使接收者來得及接收。

擁塞控制的目的？

1. 緩解網(wǎng)絡(luò)壓力

2. 保證分組按時到達

慢開始算法 和 擁塞避免算法

• 加法增加：指的是擁塞避免算法，使得發(fā)送窗口以線性的方式增長；

• 乘法減?。褐傅氖遣还墚斍罢褂寐_始算法還是擁塞避免算法，只要發(fā)生擁塞時，慢開始門限將會變成當前窗口的一半。

• 發(fā)送方維護一個發(fā)送窗口，發(fā)送窗口的大小取決于網(wǎng)絡(luò)的擁塞情況和接收窗口的大小，發(fā)送窗口是動態(tài)變化的。

• 發(fā)送方還維護一個慢開始門限

• 算法的具體過程：

• 慢開始算法的作用：慢開始算法將發(fā)送窗口從小擴大，而且按指數(shù)級擴大，從而避免一開始就往網(wǎng)絡(luò)中注入過多的分組從而導(dǎo)致?lián)砣凰鼘⒋翱诼龜U大的過程其實也在探測網(wǎng)絡(luò)擁塞情況的過程，當發(fā)現(xiàn)出現(xiàn)擁塞時，及時降低發(fā)送速度，從而減緩網(wǎng)絡(luò)擁塞。

• 擁塞避免算法的作用：擁塞避免算法使發(fā)送窗口以線性方式增長，而非指數(shù)級增長，從而使網(wǎng)絡(luò)更加不容易發(fā)生擁塞。

• AIMD算法（加法增大乘法減小算法）。慢開始算法 和 擁塞避免算法 還有個名稱叫做『加法增大乘法減小算法』。

1. 通信開始時，發(fā)送方的發(fā)送窗口設(shè)為1，并發(fā)送第一個分組M1；

2. 接收方收到M1后，返回確認應(yīng)答，此時發(fā)送方發(fā)送窗口擴大兩倍，并發(fā)送M2、M3；（即，發(fā)送方每次收到確認應(yīng)答后，都將發(fā)送窗口設(shè)為當前值的兩倍）

3. 若發(fā)送窗口>慢開始門限，則使用擁塞避免算法，每次收到確認應(yīng)答后都將發(fā)送窗口+1；

4. 若發(fā)送方出現(xiàn)了超時重傳，則表明網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞，此時：
   a）慢開始門限設(shè)為當前發(fā)送窗口的一半
   b）發(fā)送窗口設(shè)為1
   c）啟用擁塞避免算法

   PS：發(fā)送超時重傳時，發(fā)送窗口有可能已經(jīng)超過了慢開始門限，也有可能還沒超過；此時不管何種情況，都一律啟用擁塞避免算法，并執(zhí)行上述三步操作！

1. 發(fā)送窗口 < 慢開始門限：使用慢開始算法

2. 發(fā)送窗口 > 慢開始門限：使用擁塞避免算法

3. 發(fā)送窗口 = 慢開始門限：使用慢開始算法或擁塞避免算法

快重傳算法 和 快恢復(fù)算法

• 上述慢開始算法和擁塞避免算法能保證網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞時進行相應(yīng)的處理，而快重傳和快恢復(fù)是一種擁塞預(yù)防的方式，此時網(wǎng)絡(luò)可能尚未出現(xiàn)擁塞，但已經(jīng)有擁塞的征兆，因此得作出一些預(yù)防措施。

• 快重傳原理：因為TCP具有累計確認的能力，因此接收者收到一個分組的時候不會立即發(fā)出應(yīng)答，可能需要等待收到多個分組之后再同一發(fā)出累計確認。但快重傳算法就要求，接收者如果接收到一個亂序的分組的話，就必須立即發(fā)出前一個正確分組的確認應(yīng)答，這樣能讓發(fā)送者盡早地知道有一個分組可能丟失。

• 快恢復(fù)原理：當發(fā)送者收到同一個分組的三個確認應(yīng)答后，就基本可以判斷這個分組已經(jīng)丟失了；這時候無需等待超時，直接執(zhí)行『乘法減小加法增大』：

1. 將慢開始門限減半

2. 將發(fā)送窗口減半（不設(shè)為1）

3. 使用擁塞避免算法

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