《计算机网络微课堂》5-4 TCP的流量控制
本节课我们介绍 TCP 的流量控制
本节课我们介绍 TCP 的流量控制：
- 一般来说我们总是希望数据传输的更快一些
- 但如果发送方把数据发送的过快，接收方就可能来不及接收，这就会造成数据的丢失
- 所谓流量控制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
- 利用滑动窗口机制，可以很方便的在 TCP 连接上实现对发送方的流量控制
我们来举例说明，假设主机 A 和 B 是因特网上的两台主机，它们之间已经建立了 TCP 连接，A 给 B 发送数据，B 对 A 进行流量控制，这是主机 A 中带发送数据的字节序号，假设主机 A 发送的每个 TCP 报文段可携带 100 字节数据，因此图中每个小格子表示 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。。
接下来我们举例说明主机 B 对 A 的流量控制，主机 A 将发送窗口内序号 1~100 的数据，封中成一个 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，取值一，表示 TCP 报文段数据载荷的第一个字节的序号是一。
这里的 DATA 表示这是 TCP 数据报文段，主机 A 将发送窗口内序号 101~200 的数据，封中成一个 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 201~300 的数据，封中成一个 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，并在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，取值一，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 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 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，他们会被重传。301 号到 400 号字节，以及 401 号到 500 号字节还未被发送，可被分别封中在一个 TCP 报文段中发送。主机 A 现在可将发送缓存中序号 1~200 的字节数据全部删除了，因为已经收到了主机 B 对他们的累计确认。
主机 A 将发送窗口内序号 301~400 个数据，封中成一个 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 401~500 的数据，封中成一个 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 将它们重新封中成一个 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 相应的将自己的发送窗口调整为 100。
目前主机 A 发动窗口内的序号为 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 对他们的累积确认，主机 A 将发送窗口内序号 501~600 的数据，封中成一个 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，并在该领域确认中将窗口字段的值调整为 0。这是主机 B 对主机 A 进行的第三次流量控制。
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了 0，因此主机 A 相应的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 501~600 的字节数据全部删除了，因为已经收到了主机币被他们的累计确认，假设主机 B 向主机 A 发送了 0 窗口的报文段后不久，主机 B 的接收缓存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，主机 A 一直等待主机 B 发送的非 0 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 0 窗口通知，就要起到持续计时器。若持续计时器超时，就要发送一个 0 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，那么收到报文段的一方要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。
在本例中，主机 A 收到零窗口通知时，就要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保温段，假设主机 B 此时的接收窗口又为 0 了，主机 B 就在确认零窗口探测报文段时，给出自己现在的接收窗口值为零。
主机 A 再次收到零窗口通知，就要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。
同学们可能会有这样的疑问，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 此时的接收窗口仍然为 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呢？回答是肯定的，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。
接下来我们来做一个相关的练习题，这是计算机专业考研全国统考计算机网络部分 2010 年的题 39，由于该题涉及到了我们还未学习的拥塞控制的内容，因此我们需要先做一些说明，然后再请同学们来完成。
TCP 发送方的发送窗口，实际上是在自身的拥塞窗口和 TCP 接收方的接收窗口中取小者。而在我们本节课的举例中，为了简单起见，我们忽略了拥塞控制，也就是认为 TCP 发送方的发送窗口等于接收方的接收窗口。本题未给出 TCP 发送方的发送窗口的初始值，则我们取拥塞窗口值作为发送窗口值。
答案是选项 A。我们来一起画图分析一下，这是主机假中带发送数据的序号。根据题意可知，主机甲的发动窗口为 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。
本节课的内容小结如下：
