TCP拥塞控制 ppt课件
第4章TCPIP协议簇3精品PPT课件
事件
TCP 接收方的动作
有序数据段到达, 没有缺失的段, 所有其他数据段已经 ACKed
延迟 ACK. 等待 500ms 看是否还有数据段到达. 如果没有, 发送ACK
有序数据段到达, 没有缺失的段, 有一个延迟 ACK 等待
立即发送一个 积欠的 ACK
失序数据段到达
seq. # 高于预期值 测到间隔
发送方
接收方
udt_send(): 由rdt调用, 将分组通过不可靠的信道传 到接收方
rdt_rcv(): 当数据到达接收方 时调用
可靠数据传输: 开始起步
逐步发展收发双方的可靠数据传输协议 (rdt) 仅考虑单向的数据传输
✓ 但控制信息将双向流动! 使用有限状态机 (FSM) 来定义发送方，接收方
Rdt2.0：在可能发送出错的信道上传输
问题：如何从错误中恢复 ✓ 正向确认 (ACKs)：由接收方发送报文向发送方 进行确认 ✓ 负向确认 (NAKs)：由接收方发送报文向发送方 进行否认，说明分组有错 ✓ 发送方在收到NAK后进行分组重传
rdt2.0的新机制 (在 rdt1.0基础之上) ✓ 错误检测 ✓ 接收方的反馈：控制信息 (ACK，NAK)
丢失 ACK 场景
time
过早超时
可靠数据传输原理
不可靠传输通道的特性将决定可靠数据传输协 议(rdt)的复杂性。
可靠数据传输：开始起步
rdt_send(): 由上层进行调用 (e.g., 应用进程.)，将数据传入 发送方并由其传给接收方的上层
deliver_data(): 由 rdt调用将数据递交给上层
4.3 传输层协议及应用
传输层与网络层的关系
Internet中的传输 层充当“收发室 ”的角色；
TCP拥塞控制
计算机网络
往返时延RTT优化
往返时间RTT
往返时间:
往返时间（ＲＴＴ）是指从数据段发送开始，到接 收到该数据段对应应答所经历的时间，主要由链路传播时 间、端系统处理时间和路由器排队／处理时间组成。 对同一个ＴＣＰ连接，链路传播时间、端系统处理 时间相对固定，因此，网络拥塞情况可通过路由器排队／ 处理时间的变化而推断。
其中: pi为第i条路径的丢包率, RTTi为第i条路径的往返时延, b为每个ACK应答的分组数, pktsize为分组的大小, n为路径的总数。
基于MFD的多路径算法
可见, 要在给定的网络条件下提高端到端吞吐率, 必须减小往返时延RTTi。路径的往返时延是正向路径时延 以及反向路径时延之和。 第i条路径对应的正向路径时延为fi, 反向路径时延 为ri.不失一般性,假设ri≤ri +1(1≤i≤n)。如果采取MTCP算法, 则RTTi =fi+ri。 为了提高吞吐率,可以采用最小反馈时延MFD的多径 传输协议, 即选取时延最小的反向路径来传输应答分组。 MFD可以减少各条路径的往返时延 RTT‘i=fi+r1<fi+ri=RTTi ,从而提高端到端的吞吐率， 降低拥塞。
Freeze-TCP
Freeze-TCP用于解决主机移动所引起的丢包. 主要思想: 让移动主机监测无线信号的能量，并检测出即将发生 的主机切换事件.当切换即将发生时，移动主机向发送者 发送一个通告窗口为零的反馈，从而迫使发送者进入零窗 口探测模式. 在零窗口探测模式中，发送者不会改变它的拥塞窗口 和超时计时器的时长.
RTT分析
在无线环境下，忽略链路传播时延的前提下，在误码 丢包的作用下，ＲＴＴ呈现无规律变化，且有趋小趋势. 因此，在无线环境下，考察ＲＴＴ的变化区分误码丢 包与拥塞丢包进行发送速率的调整是可行的：在ＲＴＴ变 小时，说明网络拥塞丢包风险小，拥塞窗口向下调整幅度 应较小；在ＲＴＴ变大时，说明网络拥塞丢包风险大，拥 塞窗口向下调整幅度应较大，是符合无线网络实际情况的。
《TCP的拥塞控制》课件
慢开始和拥塞避免算法的实现举例
拥塞窗口 cwnd
24 20
ssthresh 的初始值16
拥塞避免 “加法增大”
网络拥塞
拥塞避免 “加法增大” “乘法减小”
新的 ssthresh 值12
慢开始
8
4
指数规律增长
传输轮次
0
0 2 4 6 8 10 12 14 16 18 20 22
慢开始
慢开始
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。
● 使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次，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。
慢开始算法的原理
●在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞 窗口 cwnd = 1，即设置为一个最大报文段 MSS 的数值。
●在 每 收 到 一 个 对 新 的 报 文 段 的 确 认 后 ， 将 拥 塞窗口加 1，即增加一个 MSS 的数值。
●用 这 样 的 方 法 逐 步 增 大 发 送 端 的 拥 塞 窗 口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合 理。
cwnd = 1 cwnd = 2
发送方每收到一个对新报文段的确认 （重传的不算在内）就使 cwnd 加 1。
发送方
接收方
发送 M1
传输控制协议TCPppt课件
δ = 1/8，ρ = 1/4，η= 8
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（3） Karn算法和定时器补偿
确认二义性：对于重传的报文段，收到确认后是对 哪一次传输的确认无法确定。
结果：RTT样本值无法使用 ；
Karn算法：
思想：当超时重传发生时，不再更新RTT估计值，忽 略重传样本。
定时器补偿：
超时重传发生，加大定时时限： RTO ← γ*RTO
Netstat –o:列出与每个端口相关的进程 Netstat –r: 显示路由表
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7.4 提供可靠性
1. 防丢失 – 带重传的肯定确认技术
数据发送方
发送分组
接收确认 发送分组
超时重传 接收确认
数据接收方
接收分组 发送确认
① 接收方收到 数据后向源站发 确认（ACK）；
接收分组 发送确认
时机：目的主机缓冲区变小而不能接收源主机更多的 数据时，就要进行流量控制。
TCP技术：可随时改变窗口大小。目的主机在确认时， 向源主机告知目的主机接收缓冲区的大小。
…101 … 200 201 …
发送窗口，初 320 321…399 始时400
确认（200）
窗口通告（120）
发送窗口，变 为120
说明：接收方使用0窗口通告来停止所有的传输。此 时，除了紧急数据和窗口试探报文外，不发其它数据 。
WindowSize=8
分组流
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13
已发并 已发未 得到确认 得到确认
未发但 可以发
不能发送
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2. TCP的滑动窗口技术
TCP的滑动窗口按字节操作而不是按报文段或 分组操作。
TCP系列54—拥塞控制—17、AQM及ECN
TCP系列54—拥塞控制—17、AQM及ECN⼀、概述ECN的相关内容是在RFC3168中定义的，这⾥我简单描述⼀下RFC3168涉及的主要内容。
1、AQM和RED⽬前TCP中多数的拥塞控制算法都是通过缓慢增加拥塞窗⼝直到检测到丢包来进⾏慢启动的，这就会导致数据包在路由器缓存队列堆积，当路由器没有复杂的调度和缓存管理策略的时候，路由器⼀般简单的按照先进先出(FIFO)⽅式处理数据包，并在缓存队列满的时候就会丢弃新数据包(drop tail)，这种FIFO/drop tail的路由器称为passive路由器，会导致多个TCP流同时检测到丢包，削减拥塞窗⼝，并进⾏对应的数据包重传流程。
⽽active的路由器则会有相对⾼级的调度和队列缓存策略，这种路由器⽤来管理缓存队列的⽅法就称为AQM(active queue management)机制。
路由器的AQM机制则会在路由器队列满之前探测到拥塞，并提供⼀个拥塞指⽰。
AQM可以使⽤丢包或者本⽂后⾯要介绍的IP头中的Congestion Experienced (CE) codepoint来指⽰拥塞，这样就削减了丢包重传的影响，降低了⽹络延迟。
之所以把CE 指⽰放到IP头中是因为多数路由器对IP头的处理效率要⾼于对IP选项的处理效率。
Random Early Detection (RED)则是AQM机制中⽤来探测拥塞和控制拥塞标记的⼀种⽅法。
RED中有两个门限⼀个是minthresh，另外⼀个是maxthresh，当平均队列长度⼩于minthresh的时候，这个数据包总是会被接收处理，当平均队列长度超过maxthresh的时候，这个数据包总是会被⽤来指⽰拥塞(可能通过丢包或者设置CE来指⽰拥塞)，当平均队列长度位于⼆者之间的时候，则会有⼀定的概率这个数据包被⽤来指⽰拥塞。
RED算法是很多⽤在路由器和交换机中类似变种的基础，例如思科的WRED。
2、ECNECN(Explicit Congestion Notification)则是在AQM机制的基础上，路由器显式指⽰TCP发⽣拥塞的的⼀种机制，中⽂⼀般称呼为显式拥塞通告或者显式拥塞通知。
TCP拥塞控制
发送 M6
发送 M7
t
t
快速重传阶段
在快速重传阶段，当源端收到3 个或3 个以上重复的 ACK 时，就判定数据包丢失，同时ssthresh 设置为当
前cwnd的一半，并重传丢失的包，进入快速恢复阶段。
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快速恢复阶段
当快速重传算法重传了可能丢失的分组之后，如果TCP 重新进入慢启动阶段，将会使拥塞窗口减为1，重新开 始探测网络带宽，从而严重影响网络吞吐量，因此快速
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Vegas 算法
对快速重传机制的改进
TCP Vegas主要在两个方面对快速重传进行了改进，使 得探测丢包现象变得更及时，且能进一步减少超时情况 的发生。 第一个改进措施是，当TCP Vegas收到重复的确认包时， 计算从发送该数据包时刻到当前时刻的时问间隔，比较 是否大于RTO，如果是，Vegas就重传该数掘包而不用 等到第2、3个重复确认包的到达，如下图所示。而且在 TCP Vegas中使用了比TCP Reno更为精确的计时器，可 以测得更加准确的RTT以及其他的一些时间数据，对RTT 的估计将更加准确，同样也能得到更加精确的超时时间。
基本概念
•拥塞窗口(cwnd ):拥塞控制的关键参数，控制 源端在拥塞情况下一次最多能发送多少数据包。 •接收窗口(rwnd):接收端对源端发送窗口大小所 做的限制，在建立连接时山接收方通过ACK确认 带给源端 •慢启动阀值(ssthresh ):拥塞控制中用来限制发 送窗口大小的门限值，它是慢启动阶段与拥塞避 免阶段的分界点，初始值设为65535 bytes或 awnd的大小。
否则发送端会一直等待直到超时，其过程如下图所示:
04
t
t
Vegas 算法
拥塞避免机制的改进
《TCP拥塞控制报告》课件
拥塞控制的优化
1
拥塞控制算法的优化
为了提高网络传输性能，拥塞控制算法可以通过改进和优化来提升效率和响应速 度。
2
拥塞控制的机制改进
除了算法的优化，网络设备和协议也可以进行改进，以更好地支持拥塞控制。
实验结果
实验环境介绍
介绍了实验所使用的网络环 境、设备和测量方法，为结 果的分析提供了背景信息。
实验设置及流程
确定合理的传输速率。
3
快重传和快恢复算法
快重传和快恢复算法是一种快速恢复网 络丢包的机制，通过接收到重复的确认 信息来进行快速恢复。
拥塞控制的实现
TCP拥塞控制的实现方式
TCP拥塞控制可以通过多种方式实现，包括基于算法的实现和基于标志位的实现。
拥塞控制标志位的定义及使用方法
拥塞控制标志位用于在TCP数据包的头部中指示包含的拥塞控制信息，协助网络设备进行拥 塞控制。
解释了实验的设置和流程， 包括拥塞控制算法的参数设 置和测试过程的步骤。
实验结果分析与总 结
对实验数据进行分析，并结 合实验目标进行总结，提出 相关改进和优化建议。
应用及展望
TCP拥塞控制在网络传输中的应用
TCP拥塞控制在现代网络中被广泛应用，用于优化 数据传输和提高网络性能。
TCP拥塞控制的未来发展方向
TCP拥塞控制的背景和意义
TCP拥塞控制是一种机制，用于在网络拥塞时调整数据传输的速率，以避免网络负载过重导 致丢包和延迟。
拥塞控制算法
1
慢启动算法
慢启动算法是TCP拥塞控制的一种机制，
拥塞避免算法
2
它通过逐渐增加传输速率来避免网络过 载。
拥塞避免算法通过动态调整传输速率来
避免网络拥塞的发生，基于网络状况来
tcpip拥塞控制、重传、丢包、优化
tcpip拥塞控制、重传、丢包、优化弱⽹环境是丢包率较⾼的特殊场景，TCP 在类似场景中的表现很差，当 RTT 为 30ms 时，⼀旦丢包率达到了 2%，TCP 的吞吐量就会下降89.9%[3]，从下⾯的表中我们可以看出丢包对 TCP 的吞吐量极其显著的影响：概念理解4种计时器1.重传计时器：Retransmission Timer A发报⽂时创建计时器，计时器到期内收到回报⽂ACK，就撤销计时器2.持久计时器：Persistent Timer B告诉A，接收窗⼝填满了（0窗⼝通报），告诉A停⽌发送，进⼊等待，直到B发送报⽂告诉A已有“⾮零窗⼝”，但此时若这个报⽂丢失，B⾃⼰不知道，等着A发数据过来，双⽅都进⼊等待死锁，解决这个问题要在A端创建持久计时器，当收到B发送过来的0窗⼝通报报⽂后，计时器启动，计时器过期后，A发⼀个探测报⽂给B，询问是否有⾮0窗⼝，如果超时还没ack恢复则发探查报⽂，如果超时前收到到ack回复依然是0窗⼝，则将计时器复位并且翻倍时间值（1，2，4，8最⼤60s），如此循环，直到收到B的重开窗⼝确认包。
3.保活计时器：Keeplive Timer 长连接中A发送数据给B，发送⼏个数据包之后，A出故障了，B等待2⼩时后发10个探测报⽂段（每个75分钟发⼀次），如果没有响应就终⽌连接4.时间等待计时器：Timer_Wait Timer time_wati状态下发出的给被关闭端ack报⽂后等待时间(30~120s),⼀般设置⼀个msl（最长报⽂寿命）是60s包重传的原因tcp可靠性通过序列号和ack确认包保障，当tcp发送包之后，将这个包的副本数据段放到重传队列上启动重传计时器1、如果对⽅反馈ack，则销毁数据段和计时器2、如果对⽅没有反馈ack，则在计时器到期后发起重传快速重传：A向B发送4个tcp报⽂段（n1,n2,n3,n4）,B只收到（n1,n2,n4）,其中n3丢失（也许只是延时到达），B发现失序⽴即⽣成重复ACK包（重复确认n3）,且发送三次给A，A重传该数据包超时重传：定时器超时之后，重传包，计时器的时间为“⼤于平均往返延迟”伪超时和重传：过早的判断了超时时间，导致发送⽅触发重传，RTT（连接往返时间）增长超过RTO（重传超时时间）包失序：ip层的包没有按顺序传输，严重失序时，接收⽅误以为包丢失，通知发送端重传，需要设置合理的重传阀值解决包重复：重传包含⼀个数据包，以及两个副本，多次重复会导致B收到过多重复包，从⽽B⽣成重复的ack，容易触发伪快速重传，使⽤sack 避免sack：当出现包失序、⽹络丢包导致的接收⽅数据序队列出现空洞，sack选项可以提供确认信息（描述乱序、空洞），帮助A⽅有效的重传。
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TCP拥塞窗口的控制
拥塞窗口
24 22 20 18 16 14 12 10 8 6 4 2
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慢启动
报文丢失
报文丢失Biblioteka 报文丢失报文丢失传输次数
6 8 10 12 14 16 18 20 22
TCP拥塞控制
TCP拥塞控制
拥塞
由于一个或多个交换节点（如路由器）的数据报 过载，出现严重的时延。 当系统出现轻度拥塞时，路由器的队列中有大量 的数据报排队等待路由； 系统严重拥塞时，数据报的总数超过了路由器的 容量，路由器只能丢弃数据报。 由于TCP采用了超时重传机制，因此，如果拥塞 不加以控制，可能导致大量的报文重传，并再度 引起大量的数据报丢弃，直到整个网络瘫痪。这 种现象称为拥塞崩溃
拥塞避免
加速递减 慢启动 拥塞避免
TCP拥塞窗口的控制
慢启动 当启动一个新的连接或者在拥塞后重新发送报文段时，以一个报文段
作为拥塞窗口的初始值，以后每次收到一个确认之后，将拥塞窗口增 加一倍；
拥塞避免 在慢启动技术的基础上，增加一个拥塞窗口的增加条件。当拥塞窗口
的大小达到上次拥塞是窗口大小的一半时，以后窗口中所有的报文段 都确认后，窗口大小增加1，而不是1倍；
TCP拥塞控制
许可的窗口
TCP通过滑动窗口机制来控制发送的数据量，窗 口的大小通过一下公式来确定： 许可的窗口=Min(通知窗口, 拥塞窗口) 拥塞窗口则根据报文超时的情况动态调整，用于 避免网络交换节点数据报过载。 TCP许可的窗口大小应该同时满足两个窗口的要 求，因此，取两个窗口大小的较小值
TCP拥塞控制