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计算机网络谢希仁第七版网课
运输层的作用
网络层和运输层有明显的区别：
网络层是为主机之间提供逻辑通信，
而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。
运输层的作用
基于端口的 复用 和 分用 功能
屏蔽作用
运输层向高层用户屏蔽了下面网络核心的细节（如网络拓扑、所采用的路由选择协议等），它使应用进程看见的就是好像在两个运输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。
两种不同的运输协议
但这条逻辑通信信道对上层的表现却因运输层使用的不同协议而有很大的差别。
当运输层采用面向连接的 TCP 协议时，尽管下面的网络是不可靠的（只提供尽最大努力服务），但这种逻辑通信信道就相当于一条全双工的可靠信道。
当运输层采用无连接的 UDP 协议时，这种逻辑通信信道是一条不可靠信道。
可靠信道与不可靠信道
TCP/IP 的运输层有两个主要协议：
(1) 用户数据报协议 UDP (User Datagram Protocol)
(2) 传输控制协议 TCP (Transmission Control Protocol)
TCP 与 UDP
UDP：一种无连接协议
提供无连接服务。
在传送数据之前不需要先建立连接。
传送的数据单位协议是 UDP 报文或用户数据报。
对方的运输层在收到 UDP 报文后，不需要给出任何确认。
虽然 UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下 UDP 是一种最有效的工作方式。
TCP：一种面向连接的协议
提供面向连接的服务。
传送的数据单位协议是 TCP 报文段 (segment)。
TCP 不提供广播或多播服务。
由于 TCP 要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销。这不仅使协议数据单元的首部增大很多，还要占用许多的处理机资源。
还要强调两点
运输层的 UDP 用户数据报与网际层的IP数据报有很大区别。
TCP 报文段是在运输层抽象的端到端逻辑信道中传送，这种信道是可靠的全双工信道。但这样的信道却不知道究竟经过了哪些路由器，而这些路由器也根本不知道上面的运输层是否建立了 TCP 连接。
需要解决的问题
端口号 (protocol port number)
软件端口与硬件端口
TCP/IP 运输层端口
由此可见，两个计算机中的进程要互相通信，不仅必须知道对方的 IP 地址（为了找到对方的计算机），而且还要知道对方的端口号（为了找到对方计算机中的应用进程）。
两大类端口
(1) 服务器端使用的端口号
(2) 客户端使用的端口号
常用的熟知端口
UDP 只在 IP 的数据报服务之上增加了很少一点的功能：
虽然 UDP 用户数据报只能提供不可靠的交付，但 UDP 在某些方面有其特殊的优点。
UDP 的主要特点
(1) UDP 是无连接的，发送数据之前不需要建立连接，，因此减少了开销和发送数据之前的时延。
(2) UDP 使用尽最大努力交付，即不保证可靠交付，因此主机不需要维持复杂的连接状态表。
(3) UDP 是面向报文的。UDP 对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。UDP 一次交付一个完整的报文。
(4) UDP 没有拥塞控制，因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用是很重要的。很适合多媒体通信的要求。
(5) UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
(6) UDP 的首部开销小，只有 8 个字节，比 TCP 的 20 个字节的首部要短。
面向报文的 UDP
发送方 UDP 对应用程序交下来的报文，在添加首部后就向下交付 IP 层。UDP 对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。
应用层交给 UDP 多长的报文，UDP 就照样发送，即一次发送一个报文。
接收方 UDP 对 IP 层交上来的 UDP 用户数据报，在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程，一次交付一个完整的报文。
应用程序必须选择合适大小的报文。
UDP 是面向报文的
用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段很简单，只有 8 个字节。
UDP 基于端口的分用
当运输层从 IP 层收到 UDP 数据报时，就根据首部中的目的端口，把 UDP 数据报通过相应的端口，上交最后的终点——应用进程。
用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段有 8 个字节，由 4 个字段组成，每个字段都是 2 个字节。
在计算检验和时，临时把“伪首部”和 UDP 用户数据报连接在一起。伪首部仅仅是为了计算检验和。
计算 UDP 检验和的例子
TCP 面向流的概念
注 意
套接字 (socket)
套接字 socket = (IP地址 : 端口号) (5-1)
每一条 TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定。即：
TCP 连接 ::= {socket1, socket2}
= {(IP1: port1)，(IP2: port2)} (5-2)
TCP 连接，IP 地址，套接字
Socket 有多种不同的意思
理想的传输条件特点
A 发送分组 M1，发完就暂停发送，等待 B 的确认 (ACK)。B 收到了 M1 向 A 发送 ACK。A 在收到了对 M1 的确认后，就再发送下一个分组 M2。
在接收方 B 会出现两种情况：
B 接收 M1 时检测出了差错，就丢弃 M1，其他什么也不做（不通知 A 收到有差错的分组）。
M1 在传输过程中丢失了，这时 B 当然什么都不知道，也什么都不做。
在这两种情况下，B 都不会发送任何信息。
如何保证 B 正确收到了 M1 呢？
解决方法：超时重传
A 为每一个已发送的分组都设置了一个超时计时器。
A 只要在超时计时器到期之前收到了相应的确认，就撤销该超时计时器，继续发送下一个分组 M2 。
确认丢失
确认迟到
请注意
在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本，以备重发。
分组和确认分组都必须进行编号。
超时计时器的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。
自动重传请求 ARQ
通常 A 最终总是可以收到对所有发出的分组的确认。如果 A 不断重传分组但总是收不到确认，就说明通信线路太差，不能进行通信。
使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。
像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求 ARQ (Automatic Repeat reQuest)。意思是重传的请求是自动进行的，接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。
停止等待协议的优点是简单，缺点是信道利用率太低。
可以看出，当往返时间 RTT 远大于分组发送时间 TD 时，信道的利用率就会非常低。
若出现重传，则对传送有用的数据信息来说，信道的利用率就还要降低。
流水线传输
为了提高传输效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用流水线传输。
流水线传输就是发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。这样可使信道上一直有数据不间断地传送。
由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率。
滑动窗口协议比较复杂，是 TCP 协议的精髓所在。
发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。
连续 ARQ 协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。
累积确认
接收方一般采用累积确认的方式。即不必对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。
优点：容易实现，即使确认丢失也不必重传。
缺点：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。
Go-back-N（回退 N）
如果发送方发送了前 5 个分组，而中间的第 3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。
这就叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的 N 个分组。
可见当通信线路质量不好时，连续 ARQ 协议会带来负面的影响。
TCP 可靠通信的具体实现
TCP 虽然是面向字节流的，但 TCP 传送的数据单元却是报文段。
一个 TCP 报文段分为首部和数据两部分，而 TCP 的全部功能都体现在它首部中各字段的作用。
TCP 报文段首部的前 20 个字节是固定的，后面有 4n 字节是根据需要而增加的选项 (n 是整数)。因此 TCP 首部的最小长度是 20 字节。
TCP 报文段的首部格式
MSS (Maximum Segment Size)
是 TCP 报文段中的数据字段的最大长度。
数据字段加上 TCP 首部才等于整个的 TCP 报文段。
所以，MSS是“TCP 报文段长度减去 TCP 首部长度”。
为什么要规定 MSS ？
MSS 与接收窗口值没有关系。
若选择较小的 MSS 长度，网络的利用率就降低。
当 TCP 报文段只含有 1 字节的数据时，在 IP 层传输的数据报的开销至少有 40 字节(包括 TCP 报文段的首部和 IP 数据报的首部)。这样，对网络的利用率就不会超过 1/41。到了数据链路层还要加上一些开销。
若 TCP 报文段非常长，那么在 IP 层传输时就有可能要分解成多个短数据报片。在终点要把收到的各个短数据报片装配成原来的 TCP 报文段。当传输出错时还要进行重传。这些也都会使开销增大。
因此，MSS 应尽可能大些，只要在 IP 层传输时不需要再分片就行。
由于 IP 数据报所经历的路径是动态变化的，因此在这条路径上确定的不需要分片的 MSS，如果改走另一条路径就可能需要进行分片。
因此最佳的 MSS 是很难确定的。
其他选项
窗口扩大选项 ——占 3 字节，其中有一个字节表示移位值 S。新的窗口值等于 TCP 首部中的窗口位数增大到 (16 + S)，相当于把窗口值向左移动 S 位后获得实际的窗口大小。
时间戳选项——占 10 字节，其中最主要的字段时间戳值字段（4 字节）和时间戳回送回答字段（4 字节）。
选择确认选项——在后面的 5.6.3 节介绍。
TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。
现假定 A 收到了 B 发来的确认报文段，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 30 为止的数据已经收到了）。
根据这两个数据，A 就构造出自己的发送窗口，
根据 B 给出的窗口值，A 构造出自己的发送窗口。
发送窗口表示：在没有收到 B 的确认的情况下，A 可以连续把窗口内的数据都发送出去。
发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。
显然，窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多的数据，因而可能获得更高的传输效率。
发送缓存
发送方的应用进程把字节流写入 TCP 的发送缓存。
接收缓存
接收方的应用进程从 TCP 的接收缓存中读取字节流。
发送缓存与接收缓存的作用
发送缓存用来暂时存放：
接收缓存用来暂时存放：
需要强调三点
接收方发送确认
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。
但请注意两点：
往返时延的方差很大
由于 TCP 的下层是一个互联网环境，IP 数据报所选择的路由变化很大。因而运输层的往返时间 (RTT) 的方差也很大。
TCP 超时重传时间设置
如果把超时重传时间设置得太短，就会引起很多报文段的不必要的重传，使网络负荷增大。
但若把超时重传时间设置得过长，则又使网络的空闲时间增大，降低了传输效率。
TCP 采用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间 RTT。
加权平均往返时间
超时重传时间 RTO
往返时间 (RTT) 的测量相当复杂
Karn 算法
在计算平均往返时间 RTT 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。
这样得出的加权平均平均往返时间 RTTS 和超时重传时间 RTO 就较准确。
但是，这又引起新的问题。当报文段的时延突然增大了很多时，在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据 Karn 算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。
修正的 Karn 算法
报文段每重传一次，就把 RTO 增大一些：
系数 ? 的典型值是 2 。
当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和超时重传时间 RTO 的数值。
实践证明，这种策略较为合理。
问题：若收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少一些序号的数据，那么能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据？
答案是可以的。选择确认 SACK (Selective ACK) 就是一种可行的处理方法。
接收到的字节流序号不连续
TCP 的接收方在接收对方发送过来的数据字节流的序号不连续，结果就形成了一些不连续的字节块。
和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：边界和右边界。
第一个字节块的左边界 L1 = 1501，但右边界 R1 = 3001。左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减 1 才是字节块中的最后一个序号。
第二个字节块的左边界 L2 = 3501，而右边界 R2 = 4501。
接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。
如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。
RFC 2018 的规定
利用可变窗口进行流量控制举例
A 向 B 发送数据。在连接建立时，B 告诉 A：
“我的接收窗口 rwnd = 400（字节）”。
可能发生死锁
B 向 A 发送了零窗口的报文段后不久，B 的接收缓存又有了一些存储空间。于是 B 向 A 发送了 rwnd = 400 的报文段。
但这个报文段在传送过程中丢失了。A 一直等待收到 B 发送的非零窗口的通知，而 B 也一直等待 A 发送的数据。
如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。
为了解决这个问题，TCP 为每一个连接设有一个持续计时器 (persistence timer)。
持续计时器
TCP 为每一个连接设有一个持续计时器 (persistence timer) 。
只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动该持续计时器。
若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1 字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。
若窗口仍然是零，则收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。
若窗口不是零，则死锁的僵局就可以打破了。
可以用不同的机制来控制 TCP 报文段的发送时机:
如何控制 TCP 发送报文段的时机仍然是一个较为复杂的问题。
发送方糊涂窗口综合症
发送方 TCP 每次接收到一字节的数据后就发送。
这样，发送一个字节需要形成 41 字节长的 IP 数据报。若接收方确认，并回送这一字节，就需传送总长度为 162 字节共 4 个报文段。效率很低。
解决方法：使用 Nagle 算法。
Nagle算法
若发送应用进程把要发送的数据逐个字节地送到 TCP 的发送缓存，则发送方就把第一个数据字节先发送出去，把后面到达的数据字节都缓存起来。
当发送方收到对第一个数据字符的确认后，再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文段发送出去，同时继续对随后到达的数据进行缓存。
只有在收到对前一个报文段的确认后才继续发送下一个报文段。
当到达的数据已达到发送窗口大小的一半或已达到报文段的最大长度时，就立即发送一个报文段。
接收方糊涂窗口综合症
当接收方的 TCP 缓冲区已满，接收方会向发送方发送窗口大小为 0 的报文。
若此时接收方的应用进程以交互方式每次只读取一个字节，于是接收方又发送窗口大小为一个字节的更新报文，发送方应邀发送一个字节的数据（发送的 IP 数据报是 41 字节长），于是接收窗口又满了，如此循环往复。
解决方法：让接收方等待一段时间，使得或者接收缓存已有足够空间容纳一个最长的报文段，或者等到接收缓存已有一半空闲的空间。只要出现这两种情况之一，接收方就发出确认报文，并向发送方通知当前的窗口大小。
在某段时间，若对网络中某资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种现象称为拥塞 (congestion)。
若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。
出现拥塞的原因：
增加资源能解决拥塞吗？
不能。这是因为网络拥塞是一个非常复杂的问题。简单地采用上述做法，在许多情况下，不但不能解决拥塞问题，而且还可能使网络的性能更坏。
网络拥塞往往是由许多因素引起的。例如：
拥塞常常趋于恶化
如果一个路由器没有足够的缓存空间，它就会丢弃一些新到的分组。
但当分组被丢弃时，发送这一分组的源点就会重传这一分组，甚至可能还要重传多次。这样会引起更多的分组流入网络和被网络中的路由器丢弃。
可见拥塞引起的重传并不会缓解网络的拥塞，反而会加剧网络的拥塞。
拥塞控制与流量控制的区别
拥塞控制和流量控制之所以常常被弄混，是因为某些拥塞控制算法是向发送端发送控制报文，并告诉发送端，网络已出现麻烦，必须放慢发送速率。这点又和流量控制是很相似的。
拥塞控制所起的作用
拥塞控制的一般原理
实践证明，拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动态的（而不是静态的）问题。
当前网络正朝着高速化的方向发展，这很容易出现缓存不够大而造成分组的丢失。但分组的丢失是网络发生拥塞的征兆而不是原因。
在许多情况下，甚至正是拥塞控制本身成为引起网络性能恶化甚至发生死锁的原因。这点应特别引起重视。
开环控制和闭环控制
开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。
闭环控制方法是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：
监测网络的拥塞的指标
主要指标有：
由于缺少缓存空间而被丢弃的分组的百分数；
上述这些指标的上升都标志着拥塞的增长。
TCP 采用基于窗口的方法进行拥塞控制。该方法属于闭环控制方法。
TCP发送方维持一个拥塞窗口 CWND (Congestion Window)
拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。
发送端利用拥塞窗口根据网络的拥塞情况调整发送的数据量。
所以，发送窗口大小不仅取决于接收方公告的接收窗口，还取决于网络的拥塞状况，所以真正的发送窗口值为：
真正的发送窗口值 = Min(公告窗口值，拥塞窗口值)
控制拥塞窗口的原则
只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就可以再增大一些，以便把更多的分组发送出去，这样就可以提高网络的利用率。
但只要网络出现拥塞或有可能出现拥塞，就必须把拥塞窗口减小一些，以减少注入到网络中的分组数，以便缓解网络出现的拥塞。
拥塞的判断
重传定时器超时
收到三个相同（重复）的 ACK
四种（ RFC 5681） ：
用来确定网络的负载能力。
算法的思路：由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。
初始拥塞窗口 cwnd 设置：
慢开始门限 ssthresh（状态变量）：防止拥塞窗口cwnd 增长过大引起网络拥塞。
拥塞窗口 cwnd 控制方法：在每收到一个对新的报文段的确认后，可以把拥塞窗口增加最多一个 SMSS 的数值。
? 拥塞窗口cwnd每次的增加量 = min (N, SMSS) (5-8)
其中 N 是原先未被确认的、但现在被刚收到的确认报文段所确认的字节数。
不难看出，当 N < SMSS 时，拥塞窗口每次的增加量要小于 SMSS。
用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。
传输轮次
使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次 (transmission round)，拥塞窗口 cwnd 就加倍。
一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间 RTT。
“传输轮次”更加强调：把拥塞窗口 cwnd 所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。
例如，拥塞窗口 cwnd = 4，这时的往返时间 RTT 就是发送方连续发送 4 个报文段，并收到这 4 个报文段的确认，总共经历的时间。
设置慢开始门限状态变量 ssthresh
慢开始门限 ssthresh 的用法如下：
思路：让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，即每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长。
因此在拥塞避免阶段就有“加法增大” (Additive Increase) 的特点。这表明在拥塞避免阶段，拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。
当网络出现拥塞时
无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（重传定时器超时）：
这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。
**慢开始和拥塞避免算法的实现举例 **
当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口置为 1。图中的窗口单位不使用字节而使用报文段。
慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，即 ssthresh = 16。
发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。
必须强调指出
“拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。
“拥塞避免”是说在拥塞避免阶段把拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。
采用快重传FR (Fast Retransmission) 算法可以让发送方尽早知道发生了个别报文段的丢失。
快重传 算法首先要求接收方不要等待自己发送数据时才进行捎带确认，而是要立即发送确认，即使收到了失序的报文段也要立即发出对已收到的报文段的重复确认。
发送方只要一连收到三个重复确认，就知道接收方确实没有收到报文段，因而应当立即进行重传（即“快重传”），这样就不会出现超时，发送方也不就会误认为出现了网络拥塞。
使用快重传可以使整个网络的吞吐量提高约20%。
? 不难看出，快重传并非取消重传计时器，而是在某些情况下可更早地重传丢失的报文段。
快重传举例
当发送端收到连续三个重复的确认时，由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此现在不执行慢开始算法，而是执行快恢复算法 FR (Fast Recovery) 算法：
(1) 慢开始门限 ssthresh = 当前拥塞窗口 cwnd / 2 ；
(2) 新拥塞窗口 cwnd = 慢开始门限 ssthresh ；
(3) 开始执行拥塞避免算法，使拥塞窗口缓慢地线性增大。
慢开始和拥塞避免算法的实现举例
加法增大，乘法减小 (AIMD)
可以看出，在拥塞避免阶段，拥塞窗口是按照线性规律增大的。这常称为“加法增大” AI (Additive Increase)。
当出现超时或3个重复的确认时，就要把门限值设置为当前拥塞窗口值的一半，并大大减小拥塞窗口的数值。这常称为“乘法减小”MD (Multiplicative Decrease)。
二者合在一起就是所谓的 AIMD 算法。
TCP拥塞控制流程图
发送窗口的上限值
发送方的发送窗口的上限值应当取为接收方窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个，即应按以下公式确定：
? 发送窗口的上限值 Min [rwnd, cwnd] (5-9)
当 rwnd < cwnd 时，是接收方的接收能力限制发送窗口的最大值。
当 cwnd < rwnd 时，则是网络的拥塞限制发送窗口的最大值。
? 也就是说，rwnd 和 cwnd 中数值较小的一个，控制了发送方发送数据的速率。
TCP 拥塞控制和网络层采取的策略有密切联系。
重传会使 TCP 连接的发送端认为在网络中发生了拥塞。于是在 TCP 的发送端就采取了拥塞控制措施，但实际上网络并没有发生拥塞。
网络层的策略对 TCP 拥塞控制影响最大的就是路由器的分组丢弃策略。
“先进先出”FIFO 处理规则
路由器的队列通常都是按照“先进先出”FIFO (First In First Out) 的规则处理到来的分组。
当队列已满时，以后再到达的所有分组（如果能够继续排队，这些分组都将排在队列的尾部）将都被丢弃。这就叫做尾部丢弃策略 (tail-drop policy)。
路由器的尾部丢弃往往会导致一连串分组的丢失，这就使发送方出现超时重传，使 TCP 进入拥塞控制的慢开始状态，结果使 TCP 连接的发送方突然把数据的发送速率降低到很小的数值。
全局同步
更为严重的是，在网络中通常有很多的 TCP 连接，这些连接中的报文段通常是复用在网络层的 IP 数据报中传送的。
在这种情况下，若发生了路由器中的尾部丢弃，就可能会同时影响到很多条 TCP 连接，结果使这许多 TCP 连接在同一时间突然都进入到慢开始状态。这在 TCP 的术语中称为全局同步 (global syncronization)。
全局同步使得全网的通信量突然下降了很多，而在网络恢复正常后，其通信量又突然增大很多。
主动队列管理AQM
1998年提出了主动队列管理 AQM (Active Queue Management)。
所谓“主动”就是不要等到路由器的队列长度已经达到最大值时才不得不丢弃后面到达的分组。这样就太被动了。应当在队列长度达到某个值得警惕的数值时（即当网络拥塞有了某些拥塞征兆时），就主动丢弃到达的分组。
AQM 可以有不同实现方法，其中曾流行多年的就是随机早期检测 RED (Random Early Detection)。
随机早期检测 RED
使路由器的队列维持两个参数：队列长度最小门限 THmin 和最大门限 Thmax 。
RED 对每一个到达的分组都先计算平均队列长度 LAV 。
(1) 若平均队列长度小于最小门限 THmin，则将新到达的分组放入队列进行排队。
(2) 若平均队列长度超过最大门限 THmax，则将新到达的分组丢弃。
(3) 若平均队列长度在最小门限 THmin 和最大门限THmax 之间，则按照某一概率 p 将新到达的分组丢弃。
RED 将路由器的到达队列划分成为三个区域：
丢弃概率 p 与 THmin 和 Thmax 的关系
随机早期检测 RED
多年的实践证明，RED 的使用效果并不太理想。
2015年公布的 RFC 7567 已经把 RFC 2309列为陈旧的，并且不再推荐使用 RED。
对路由器进行主动队列管理 AQM 仍是必要的。
AQM 实际上就是对路由器中的分组排队进行智能管理，而不是简单地把队列的尾部丢弃。
现在已经有几种不同的算法来代替旧的 RED，但都还在实验阶段。
运输连接的三个阶段
TCP 是面向连接的协议。
运输连接有三个阶段：
运输连接的管理就是使运输连接的建立和释放都能正常地进行。
TCP 连接建立过程中要解决的三个问题
(1) 要使每一方能够确知对方的存在。
(2) 要允许双方协商一些参数（如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳选项以及服务质量等）。
(3) 能够对运输实体资源（如缓存大小、连接表中的项目等）进行分配。
客户-服务器方式
TCP连接的建立采用客户服务器方式。
主动发起连接建立的应用进程叫做客户(client)，
被动等待连接建立的应用进程叫做服务器(server)。
TCP 建立连接的过程叫做握手。
握手需要在客户和服务器之间交换三个 TCP 报文段。称之为三报文握手。
采用三报文握手主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了，因而产生错误。
A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步位 SYN = 1，并选择序号 seq = x，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 x。
B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则 发回确认。
B 在确认报文段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1，其确认号ack = x + 1，自己选择的序号 seq = y。
A 收到此报文段后向 B 给出确认，其 ACK = 1，确认号 ack = y + 1。
A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。
B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程：TCP 连接已经建立。
采用三报文握手建立 TCP 连接的各状态
TCP 连接释放过程比较复杂。
数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。
TCP 连接释放过程是四报文握手。
A 收到连接释放报文段后，必须发出确认。
在确认报文段中 ACK = 1，确认号 ack = w + 1， 自己的序号 seq = u + 1。
TCP 连接必须经过时间 2MSL 后才真正释放掉。
A 必须等待 2MSL 的时间
第一，为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B。
第二，防止 “已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A 在发送完最后一个 ACK 报文段后，再经过时间 2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段，都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。
TCP 的有限状态机可以更清晰地看出 TCP 连接的各种状态之间的关系。
TCP 有限状态机的图中每一个方框都是 TCP 可能具有的状态。
每个方框中的大写英文字符串是 TCP 标准所使用的 TCP 连接状态名。
状态之间的箭头表示可能发生的状态变迁。
箭头旁边的字，表明引起这种变迁的原因，或表明发生状态变迁后又出现什么动作。
图中有三种不同的箭头。
原文：https://www.cnblogs.com/shaoyayu/p/12658557.html