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TCP协议(下)

时间:2019-08-05 23:10:26      阅读:169      评论:0      收藏:0      [点我收藏+]

标签:就是   数据流   流量控制   慢慢   其他   bbr   spl   缓冲区   否则   

TCP滑动窗口

发送端

技术图片

  • LastByteAcked:第一部分和第二部分的分界线
  • LastByteSent:第二部分和第三部分的分界线
  • LastByteAcked + AdvertisedWindow:第三部分和第四部分的分界线

第一部分:发送了并且已经确认的。
第二部分:发送了并且尚未确认的。
第三部分:没有发送,但是已经等待发送的。
第四部分:没有发送,并且暂时还不会发送的。

 

接收端

技术图片

  • MaxRcvBuffer:最大缓存的量;
  • LastByteRead 之后是已经接收了,但是还没被应用层读取的;
  • NextByteExpected 是第一部分和第二部分的分界线。

第一部分:接受并且确认过的。
第二部分:还没接收,但是马上就能接收的。
第三部分:还没接收,也没法接收的。

 

 

顺序问题与丢包问题

      还是刚才的图,在发送端来看,1、2、3 已经发送并确认;4、5、6、7、8、9 都是发送了还没确认;
10、11、12 是还没发出的;13、14、15 是接收方没有空间,不准备发的。

      在接收端来看,1、2、3、4、5 是已经完成 ACK,但是没读取的;6、7 是等待接收的;8、9 是已经接
收,但是没有 ACK 的

发送端和接收端当前的状态如下:

  • 1、2、3 没有问题,双方达成了一致。
  • 4、5 接收方说 ACK 了,但是发送方还没收到,有可能丢了,有可能在路上。
  • 6、7、8、9 肯定都发了,但是 8、9 已经到了,但是 6、7 没到,出现了乱序,缓存着但是没办法ACK。

 

确认与重发的机制

假设 4 的确认到了,不幸的是,5 的 ACK 丢了,6、7 的数据包丢了,这该怎么办呢?
      一种方法就是超时重试,也即对每一个发送了,但是没有 ACK 的包,都有设一个定时器,超过了一定的时间,就重新尝试。但是这个超时的时间如何评估呢?这个时间不宜过短,时间必须大于往返时间RTT,否则会引起不必要的重传。也不宜过长,这样超时时间变长,访问就变慢了。估计往返时间,需要 TCP 通过采样 RTT 的时间,然后进行加权平均,算出一个值,而且这个值还是要不断变化的,因为网络状况不断的变化。除了采样 RTT,还要采样 RTT 的波动范围,计算出一个估计的超时时间。由于重传时间是不断变化的,我们称为自适应重传算法(Adaptive RetransmissionAlgorithm)。
      如果过一段时间,5、6、7 都超时了,就会重新发送。接收方发现 5 原来接收过,于是丢弃 5;6 收到了,发送 ACK,要求下一个是 7,7 不幸又丢了。当 7 再次超时的时候,有需要重传的时候,TCP 的策略是超时间隔加倍。每当遇到一次超时重传的时候,都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时,就说明网络环境差,不宜频繁反复发送。

超时触发重传存在的问题是,超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢?
      有一个可以快速重传的机制,当接收方收到一个序号大于下一个所期望的报文段时,就检测到了数据流中的一个间格,于是发送三个冗余的 ACK,客户端收到后,就在定时器过期之前,重传丢失的报文段。例如,接收方发现 6、8、9 都已经接收了,就是 7 没来,那肯定是丢了,于是发送三个 6 的 ACK,要求下一个是 7。客户端收到 3 个,就会发现 7 的确又丢了,不等超时,马上重发。
      还有一种方式称为Selective Acknowledgment (SACK)。这种方式需要在 TCP 头里加一个 SACK 的东西,可以将缓存的地图发送给发送方。例如可以发送 ACK6、SACK8、SACK9,有了地图,发送方一下子就能看出来是 7 丢了。

 

流量控制问题

   再来看流量控制机制,在对于包的确认中,同时会携带一个窗口的大小。
   先假设窗口不变的情况,窗口始终为 9。4 的确认来的时候,会右移一个,这个时候第 13 个包也可以发送了。

技术图片

    

       这个时候,假设发送端发送过猛,会将第三部分的 10、11、12、13 全部发送完毕,之后就停止发送
了,未发送可发送部分为 0。

技术图片

 

 

当对于包 5 的确认到达的时候,在客户端相当于窗口再滑动了一格,这个时候,才可以有更多的包可以发送了,例如第 14 个包才可以发送。

技术图片

 

 

      如果接收方实在处理的太慢,导致缓存中没有空间了,可以通过确认信息修改窗口的大小,甚至可以设置为 0,则发送方将暂时停止发送
假设一个极端情况,接收端的应用一直不读取缓存中的数据,当数据包 6 确认后,窗口大小就不能再是 9 了,就要缩小一个变为 8。

技术图片

     

 

 

这个新的窗口 8 通过 6 的确认消息到达发送端的时候,你会发现窗口没有平行右移,而是仅仅左面的边右移了,窗口的大小从 9 改成了 8。

技术图片

 

如果接收端还是一直不处理数据,则随着确认的包越来越多,窗口越来越小,直到为 0。

技术图片

 

 

当这个窗口通过包 14 的确认到达发送端的时候,发送端的窗口也调整为 0,停止发送

技术图片

 

 

       如果这样的话,发送方会定时发送窗口探测数据包,看是否有机会调整窗口的大小。当接收方比较慢的时候,要防止低能窗口综合征,别空出一个字节来就赶快告诉发送方,然后马上又填满了,可以当窗口太小的时候,不更新窗口,直到达到一定大小,或者缓冲区一半为空,才更新窗口。这就是我们常说的流量控制。

 

拥塞控制

     拥塞控制的问题,也是通过窗口的大小来控制的,前面的滑动窗口 rwnd 是怕发送方
     把接收方缓存塞满,而拥塞窗口 cwnd,是怕把网络塞满。这里有一个公式 LastByteSent - LastByteAcked <= min {cwnd, rwnd} ,是拥塞窗口和滑动窗口共同控制发送的速度。

 

      水管有粗细,网络有带宽,也即每秒钟能够发送多少数据;水管有长度,端到端有时延。在理想状态下,水管里面水的量 = 水管粗细 x 水管长度。对于到网络上,通道的容量 = 带宽 × 往返延迟。
     如果我们设置发送窗口,使得发送但未确认的包为为通道的容量,就能够撑满整个管道。

 

技术图片

       如图所示,假设往返时间为 8s,去 4s,回 4s,每秒发送一个包,每个包 1024byte。已经过去了 8s,则 8 个包都发出去了,其中前 4 个包已经到达接收端,但是 ACK 还没有返回,不能算发送成功。5-8后四个包还在路上,还没被接收。这个时候,整个管道正好撑满,在发送端,已发送未确认的为 8 个包,正好等于带宽,也即每秒发送 1 个包,乘以来回时间 8s。
如果我们在这个基础上再调大窗口,使得单位时间内更多的包可以发送,会出现什么现象呢?
      我们来想,原来发送一个包,从一端到达另一端,假设一共经过四个设备,每个设备处理一个包时间耗费 1s,所以到达另一端需要耗费 4s,如果发送的更加快速,则单位时间内,会有更多的包到达这些中间设备,这些设备还是只能每秒处理一个包的话,多出来的包就会被丢弃,这是我们不想看到的。这个时候,我们可以想其他的办法,例如这个四个设备本来每秒处理一个包,但是我们在这些设备上加缓存,处理不过来的在队列里面排着,这样包就不会丢失,但是缺点是会增加时延,这个缓存的包,4s肯定到达不了接收端了,如果时延达到一定程度,就会超时重传,也是我们不想看到的。
       于是 TCP 的拥塞控制主要来避免两种现象,包丢失和超时重传。一旦出现了这些现象就说明,发送速度太快了,要慢一点。但是一开始我怎么知道速度多快呢,我怎么知道应该把窗口调整到多大呢?
       如果我们通过漏斗往瓶子里灌水,我们就知道,不能一桶水一下子倒进去,肯定会溅出来,要一开始慢慢的倒,然后发现总能够倒进去,就可以越倒越快。这叫作慢启动

       一条 TCP 连接开始,cwnd 设置为一个报文段,一次只能发送一个;当收到这一个确认的时候,cwnd加一,于是一次能够发送两个;当这两个的确认到来的时候,每个确认 cwnd 加一,两个确认 cwnd 加二,于是一次能够发送四个;当这四个的确认到来的时候,每个确认 cwnd 加一,四个确认 cwnd 加四,于是一次能够发送八个。可以看出这是指数性的增长
      涨到什么时候是个头呢?有一个值 ssthresh 为 65535 个字节,当超过这个值的时候,就要小心一点了,不能倒这么快了,可能快满了,再慢下来。
每收到一个确认后,cwnd 增加 1/cwnd,我们接着上面的过程来,一次发送八个,当八个确认到来的时候,每个确认增加 1/8,八个确认一共 cwnd 增加 1,于是一次能够发送九个,变成了线性增长。
      但是线性增长还是增长,还是越来越多,直到有一天,水满则溢,出现了拥塞,这时候一般就会一下子降低倒水的速度,等待溢出的水慢慢渗下去。
拥塞的一种表现形式是丢包,需要超时重传,这个时候,将 sshresh 设为 cwnd/2,将 cwnd 设为 1,重新开始慢启动。这真是一旦超时重传,马上回到解放前。但是这种方式太激进了,将一个高速的传输速度一下子停了下来,会造成网络卡顿。
      当接收端发现丢了一个中间包的时候,发送三次前一个包的 ACK,于是发送端就会快速的重传,不必等待超时再重传。TCP 认为这种情况不严重,因为大部分没丢,只丢了一小部分,cwnd 减半为 cwnd/2,然后 sshthresh = cwnd,当三个包返回的时候,cwnd = sshthresh +3,也就是没有一夜回到解放前,而是还在比较高的值,呈线性增长

技术图片

 

 

TCP BBR 拥塞算法

      它企图找到一个平衡点,就是通过不断的加快发送速度,将管道填满,但是不要填满中间设备的缓存,因为这样时延会增加,在这个平衡点可以很好的达到高带宽和低时延的平衡

技术图片

TCP协议(下)

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原文地址:https://www.cnblogs.com/menkeyi/p/11306163.html

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