tcp拥塞控制

TCP本身的可靠性是利用确认机制，超时重发来保证的，这些不说了，网上资料很多。不过以前一直没有仔细学习过TCP的网络拥塞控制，现在记录下一些总结吧。

什么是拥塞？

 一图胜千言，看上面的图，上面是负载-吞吐量，下面是负载-延迟，问题很明显了，受限于网络节点的物理承受能力，负载显然不可能和吞吐量成线性关系，当负载在Knee点的时候，吞吐量在一个较高的水平，同时数据包的延迟也较小，网络处于一个较好的状态，Knee点到Cliff点，吞吐量增长缓慢，延迟确增长很快，网络性能已经开始下降，而Cliff点就是该网络的最大负荷点，吞吐量达到最大，再往后网络就崩溃了。拥塞控制包括拥塞预防，和拥塞恢复两部分，前者使得网络尽可能在Knee点，后者在网络处于不良或是崩溃状态后尽可能恢复。

 

为什么拥塞控制相当困难? 
    困难源于复杂，如果是电话网络这种电路交换网络，显然就没这问题。但是互联网是基于报文交换的，没有中心节点，无法做出统一的管理。没有连接，使得任何节点不可能获得完整的信息。同时控制协议本身的流量又必需要尽可能的少。这都使得拥塞控制非常难于实现。

 

下面的谈论，为了方便期间，假定每个TCP包文都按照MSS来发送。

拥塞控制的对象？ 
    拥塞的原因是负载过大，控制的对象自然是发送者的流量，TCP中用于控制流量的是滑动窗口协议。窗口的大小取决于对端通告的接收窗口(rwnd)和拥塞控制窗口，即真正的发送窗口=min(rwnd, cwnd)

慢启动？ 
    最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间 (Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下： 
   开始           --->     cwnd = 1 
   经过1个RTT后   --->     cwnd = 2*1 = 2 
   经过2个RTT后   --->     cwnd = 2*2= 4 
   经过3个RTT后   --->     cwnd = 4*2 = 8 
如果带宽为W，那么经过RTT*log2W时间就可以占满带宽

拥塞避免? 
    从慢启动可以看到，cwnd可以很快的增长上来，从而最大程度利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是 65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。

如何检测拥塞？ 
    首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”： 
    1.把ssthresh降低为cwnd值的一半 
    2.把cwnd重新设置为1 
    3.重新进入慢启动过程。 
从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。