前面一节咱们介绍完了TCP协议，这部分，将要介绍，TCP是如何实现可靠传输的。

 

TCP的可靠传输

 

1.滑动窗口

上一节我们介绍TCP报文段头部的时候说得到，"窗口"这个部分，"窗口"的内容就是发送/接收的数据的字节总量(窗口是以字节为单位）。

发送方A有发送窗口，接收方B有接收窗口。头部的"窗口"要配合"确认号"才能确定，要发送哪些数据和具体接收哪些数据。 

现假定A收到了B发来的确认报文段中，其中窗口是20(字节)，而确认号是31(这表明B期望收到的下一个序号是31，而序号31之前的数据已经收到了)，A就构造出自己的发送窗口，如下图:

 

我们现在来讨论一下A的发送窗口：

在没有收到B确认的情况下，A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是发送过的数据，会暂时保留一份副本，以便超时重传时使用。

发送窗口的位置由窗口前沿和窗口后沿的位置共同决定。

后沿: 上图中后沿的后面部分(左边)表示已经发送并且收到了确认。这些数据不在保留副本。

后沿变化的情况有两种：不动(没有收到新的确认号(>31))和前移(收到了新的确认号)。后沿是不会向后移动的，因为不能撤销掉已收到的确认。

前沿: 上图中前沿的前面部分(右边)表示不允许发送的数据。

前沿变化情况有三种:

向前移动: 收到新的确认后(>31)的通常情况

不动: 没有收到确认；收到了新的确认号(35)，但窗口值变小了变成了15，那前沿的位置还是在50那。

收缩:窗口值变得更小。如上面新的确认号是35，但窗口值变成了10，那前沿的位置就到了45的位置。不过TCP的标准强烈不赞成这样做。

后沿前沿的移动，正好就把窗口滑动的特点展示出来了。

 

下面我们再通过举例子，再详细介绍滑动窗口的特点

假定A发送了窗口中序号为31~41的数据(黑色小方框表示)，表示已发送但未收到确认。而42~50号的数据是允许发送但尚未发送的。如下图。

上图中，要描述发送窗口的状态需要三个指针：P1，P2，P3。而小于P1的是已经发到并且收到确认的部分，大于P3是不允许发送的部分。

P3 - P1 = A的发送窗口(通知窗口)

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(可用窗口或有效窗口)

 

再说一下B的接收窗口。先看下图。

B接收窗口内的序号(31~50)是允许接收的。在上图中，32,33的被接收到了，而31的数据没有收到(也许丢失，也许滞留在网络中)。而B只能将按顺序收到的数据中，将最高号作为确认号发出。由于31号还没有收到，所以B发送的确认报文仍然是31，而不是32或33。

现在假设B收到了31号数据，并把31~33的数据交给应用程序，然后B会删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号，同时给A发送确认号34，窗口只20。

此时A、B窗口移动后的图如下:

A收到了B发送的34号确认号，20的窗口值，所以P1移至34，P3移至53。但P2指针没有动。

而我们可以看到B还接收到了37、38、40。但这些数据没有按序到达，所以只能先暂存在接收窗口中。

 

然后，A再继续发送完序号42~53的数据后，指针P2向前移动和P3重合。如下图:

窗口内的序号已经用完。但还没有收到B的确认。如果过了一段时间A还没有收到确认，就只能超时重传这部分数据，直到B收到确认位置。

如果A收到确认号落在发送窗口内，那么A可以使窗口向前滑动，发送新的数据。

 

2. 发送/接收缓存

发送方的应用进程把字节流写入TCP的发送缓存；接收方的应用进程从TCP的接收缓存中读取字节流。下图画出了TCP缓存和窗口之间的关系:

我们先来看(a)图:

可以看到数据量大小是发送缓存>应用程序>发送窗口。

发送缓存用来暂时存放:

1: 应用程序传给TCP准备发送的数据。

2: TCP已经发送但未收到确认的数据。

应用程序必须控制写入缓存的速率，不能太快，否则发送缓存就是会没有存放数据的空间。(I/Obuffer)

再看一下(b)图:

接收缓存用来暂时存放:

1: 按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据

2: 未按序到达的数据

如果收到的分组被检测出有差错，则要丢弃。如果应用程序来不及读取收到的数据，接收缓存最终就会被填满，使接收窗口减小到0。反之，如果应用程序能够及时从接收缓存中读取收到的数据，接收窗口就可以增大，但不能超过接收缓存的大小。(b)中还指出了，下一个期望收到的字节号，这个字节号也就是接收方给发送方的报文段的首部中的确认号。

经过讨论，可以强调3点：

1. A的发送窗口是根据B的接收窗口来设置的。

2. TCP对不按序到达的数据会先临时存放在接收窗口中，等到缺少字节收到后，再上交付到应用程序。

3. TCP要求接收方必须有积累确认的功能，这样可以减小传输开销。接收方可以在合适的时候发送确认，也可以在自己有数据要发送时把确认信息顺便捎带上。

3. 超时重传选择

3.1超时重传时间设置

如果超时时间设置的太短，就会引起报文段不必要的重传，增大网络负荷；如果设置的太长，又增加了网络的空闲时间，降低了传输效率。所以超时重传时间设置应该是动态变化的。

RTT(报文段的往返时间): 一个报文段发出的时间，到收到确认的时间。

RTTs(加权平均往返时间或平滑往返时间): 根据RTT计算出来的，超时重传时间。

新的RTTs = (1-α)*(旧的RTTs) + α*(新的RTT样本)。新的RTT即动态变化的重传时间。

RFC2988推荐的α值为1/8。用这种方法得出的加权平均往返时间RTTs就比测量出的RTT值更加平滑。

3.2超时计时器的设置

RTO(超时计时器设置的超时重传时间)，应该略大于RTTs。RTO就是真正用来计算超时重传的时间设置。

RTO=RTTs + 4 * RTTd

RTTd是RTT的偏差的加权平均值。当第一次测量时，RTTd值为测量到的RTT值的一半，往后的测量中，RTTd的计算公式如下：

新的RTTd = (1-β) * (旧的RTTd) + β * |RTTs - 新的RTT样本|

β的推荐值是1/4。

3.3Karn算法

重传后，如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传报文段的确认？重传报文段和原来的报文段完全一样，因此源主机在收到确认后无法作出正确的判断，而RTTs的值对正确的判断影响很大。

Karn提出了一个算法：在计算RTTs时，只要报文段重传了，就不采用重传报文段的往返时间样本(即上面公式中新的RTT)。这样得出的RTTs和RTO就比较准确。

但有个问题，就是超时重传时间无法更新。于是修正后的Karn算法是：报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO增加大一些。典型做法是取新的重传时间为2倍的旧的重传时间。当不发生重传时，才根据上面RTO的公式计算超时重传时间。

选择确认SACK

在第一章介绍报文段头部选项的时候有介绍SACK的作用：只传送缺少的数据，不重传已经正确到达接收方的数据。

然而SACK文档没有指明发送方应当怎样响应SACK。因此大多数的实现所有未被确认的数据块。

 

总结

发送方/接收方 都有自己发送/接收窗口，就在发送/接收缓存中。

当发送方收到响应确认后，p1 就会往前移动；根据响应的窗口值移动 p3。

接收方收到从小到大连续的报文段，将数据包交给应用程序后，发送应用处理的最大序号的报文作响应确认号，然后向后移动接收窗口。