计算机网络——TCP的流量控制

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TCP的流量控制的概念

举例说明

假设A 和 B是因特网上的两台主机，它们之间已经建立了 TCP 网络连接，

其中，A给B发送数据，而B对A进行流量控制。
这是主机A中待发送数据的字节序号：

假设主机A发送的每个TCP数据报文段可携带100字节数据，因此，图中的每个小格子表示100个字节数据的序号。

在主机A和B建立TCP连接时，B告诉A：“我的接收窗口为400”，因此，主机A将自己的发送窗口也设置为400，

这意味着主机A在未收到主机B发来的确认时，可将序号落入发送窗口中的全部数据发送出去。

接下来，举例说明主机B对主机A的流量控制。

图中，主机A将发送窗口内序号为1——100号字节的数据封装成一个TCP报文段发送出去，发送窗口内还有300字节可以发送。这里的seq是TCP报文段首部中的序号字段，取值为1表示TCP报文段数据载荷的第一个字节的序号是1。这里的DATA表示这是TCP数据报文段。

接着，主机A将发送窗口内序号为101——200的数据封装成一个TCP报文段发送出去，发送窗口内还有200字节可以发送。

主机A将发送窗口内序号为201——300的数据封装成一个TCP报文段发送出去，但该报文段在传输过程中丢失了，主机A发送窗口内还有100字节可以发送。

主机B对主机A所发送的201号以前的数据进行累计确认，并将该累计确认中将窗口字段的值调整为300，也就是对主机A进行流量控制。这里的大写ACK是TCP报文段首部中的标志位，取值为1表示这是一个TCP确认报文段，小写ack是TCP报文段首部中的确认号字段，取值为201表示序号201之前的数据已全部正确接收，现在希望收到序号201及其后续数据。rwnd是TCP报文段首部中的窗口字段，取值300表示自己的接收窗口大小为300。

主机A收到该累计确认后，将发送窗口向前移动，使已发送并收到确认的这些数据的序号移除发送窗口。由于主机B在该累计确认中将自己的接收窗口调整为了300，因此，主机A相应的将自己的发送窗口调整为300，

目前，主机A发送窗口内的序号为201——500，也就是主机A还可以发送这300字节。其中，201——300号字节是已发送的数据。若重传计时器超时，它们会被重传。301——400号字节以及401——500号字节是还未被发送的数据，可被分别封装在一个TCP报文段中发送。

主机A现在可将发送缓存中序号为1——200的字节数据全部删除了，因为已经收到了主机B对它们的累计确认。
主机A再将发送窗口内序号为301——400的数据封装成一个TCP报文段发送出去，

发送窗口内还有100字节可以发送。
主机A将发送窗口内序号为401——500的数据封装成一个TCP报文段发送出去，

至此，序号落在发送窗口内的数据已经被全部发送出去了。不能再发送新数据了。现在，发送窗口内序号201——300这100个字节数据的重传计时器超时了，

主机A将它们重新封装成一个TCP报文段发送出去，

暂时不能发送其他数据。主机B收到该重传的TCP报文段后，对主机A所发送的501号以前的数据进行累计确认。

并在该累计确认中将窗口字段的值调整为100，这是主机B对主机A进行的第二次流量控制。

主机 A 收到该累计确认后，将发送窗口向前滑动，使已发送并收到确认的这些数据的序号移出发送窗口，

由于主机B在该累计确认中将自己的接收窗口调整为了100。因此，主机A相应地将自己的发送窗口调整为100，

目前，主机A发送窗口内的序号为501——600。也就是主机A还可以发送这100字节。主机A现在可将发送缓存中序号201——500的字节数据全部删除了。

因为已经收到了主机B对它们的累计确认，主机A将发送窗口内序号为501——600的数据封装成一个TCP报文段发送出去，至此，也不能再发送新数据了。

序号落在发送窗口内的数据已经全部发送出去了，不能再发送新数据了。主机B对主机A所发送的601号以前的数据进行累计确认。

并在该累计确认中将窗口字段的值调整为0，这是主机B对主机A的第三次流量控制。主机A收到该累计确认后，将发送窗口向前滑动，使已发送并收到确认的这些数据的序号移出发送窗口。

由于主机B在该累计确认中将自己的接收窗口调整为0，因此，主机A相应地将自己的发送窗口调整为0。

目前，主机A不能再发送一般的TCP报文段了。主机A现在可将发送缓存中序号为501——600的字节数据全部删除了，

因为已经收到了主机B对它们的累计确认。

假设主机B向主机A发送了零窗口的报文段后不久，主机B的接收缓存中又有了一些存储空间，于是，主机B向主机A发送了接收窗口等于300的报文段。 然而，这个报文段在传输过程中丢失了。

而主机A一直等待主机B发送的非零窗口的通知，

而主机B也一直等待主机A发送的数据。

如果不采取措施，这种互相等待而形成的死锁局面将一直持续下去。为了解决这个问题，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。若持续计时器超时，就发送一个零窗口探测报文，仅携带一字节的数据，而对方在确认这个探测报文段时，给出自己现在的接收窗口值。如果接收窗口仍然是0，那么收到这个报文段的一方就重新启动持续计时器。

如果接收窗口不是0，那么死锁的局面就可以被打破了。在本例子中，主机A收到零窗口通知时，就启动一个持续计时器，当持续计时器超时，主机A立刻发送一个仅携带一字节数据的零窗口探测报文段。

假设主机B此时的接收窗口又为0了，主机B就在确认这个零窗口探测报文段时，给出自己现在的接收窗口值为0，

主机A再次收到零窗口通知，就再次启动一个持续计时器，

当持续计时器超时，主机A立刻发送一个零窗口探测报文段，

假设主机B此时的接收缓存又有了一些存储空间，于是将自己的接收窗口调整为了300，主机B就在确认这个零窗口探测报文段时，给出自己现在的接收窗口值为300。

这样就打破了死锁的局面。

可能会有一下疑问：主机A所发送的零窗口探测报文段到达主机B时，如果主机B此时的接收窗口仍为0，那么主机B根本就无法接受该报文段，又怎么会针对该报文段给主机A发回确认呢？

实际上，TCP规定即使接收窗口为0，也必须接受零窗口探测报文段，确认报文段，以及携带有紧急数据的报文段。

请大家再来思考一下这个问题：如果零窗口探测报文段丢失了，

会出现怎样的问题呢？还能否打破死锁的局面吗？

答案是肯定的，因为零窗口探测报文段也有重传计时器，当重传计时器超时后，零窗口探测报文段会被重传。

最后，来做一个相关的练习题目。

答案： A

依据题意可知，主机甲的发送窗口为4000字节，主机甲向主机乙连续发送两个最大段，共2000字节。也就是将发送窗口内序号0——1999的字节数据发送出去。

主机乙给主机甲发送针对第一个段的确认，

并在该确认中给出自己当前的接收窗口大小为2000字节。
主机甲收到该确认后，将发送窗口向前滑动，

使得已发送并收到确认的第一个段的序号移出发送窗口。
由于主机乙在确认中给出的自己的接收窗口大小为2000字节，因此，主机甲相应的将自己的发送窗口调整为2000字节，

很显然，主机甲还可以向主机乙发送2000——2999号字节数据，共1000个字节。