计算机网络--拥塞控制
引言：
TCP与UDP各有各的优缺点，相比于UDP，TCP具有拥塞控制与滑动窗口机制等功能，这里先给自己整理一哈拥塞(se)控制。
为什么要用拥塞控制：
因为由于一些原因（接收过多的报文，超过路由器的处理能力）路由器可能会丢弃一些报文，然而定时器这个时候就会处于超时状态，发送端就会重新发送报文，这样反而会恶性循环，加重路由器的拥塞。那么为了控制这种情况设计人员在TCP的加入了拥塞控制功能。
分析有哪些方法可以解决这种情况：
- 在发生拥塞的时候，路由器进行流量限制
- 发送端减慢自己发送报文的速度
显然，TCP协议是利用第二种，控制发送端的发送报文速率进行拥塞控制的。
几个名词的认识：
- Sender window = Min {rwnd, cwnd}–发送窗口–缓存
- rwnd: receiver’s advertised window （接收方宣告窗口）—— a receiver-side limit——流量控制
- cwnd: congestion window（拥塞窗口） —— a sender-side limit（反映了网络的拥塞状况）——拥塞控制
- 慢启动和拥塞避免
- 快速重传和快速恢复
- ssthresh：人为设置的阈值
拥塞控制的过程：
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建立一条新的TCP连接以后，执行慢启动：
···初始状态cwnd＝1（1个最大报文段）
···发送方只允许发送1个TCP报文段（因为发送窗口＝1）------慢启动实际并不慢，每过1个RTT，cwnd就翻倍，呈2的指数增长（当窗口为1时发送一个报文，经过一个RTT后，窗口大小加1为2，当窗口大小为2时发送两个报文，经过一个RTT时，窗口加2，是每当收到一个报文窗口就加1，以此类推）·等待ACK（即接收端接收报文后会返回一个指定报文）
···每收到1个ACK，
···发送窗口向右滑动1个报文段的长度
···cwnd＋1 发送方连续发送2个报文段
···直到发送窗口大小＝ssthresh（慢启动阈值） -
·在慢启动阶段，拥塞窗口以指数形式增长，要避免发生拥塞，当拥塞窗口达到某个值后，必须减慢拥塞窗口的增长规律
·当发送窗口大小＝ssthresh时，发送方进入拥塞避免阶段
·在这个阶段中，只有当窗口中所有报文都确认后，拥塞窗口＋1
·实质上：每收到1个ACK，cwnd＝cwnd＋1/ cwnd
·当RTT较大时，可以认为是每隔一个RTT，拥塞窗口cwnd＋1 à 加性增加（Addictive Increase）
·拥塞避免直到出现重传定时器超时，即发生拥塞 -
·推测拥塞：超时重传–因为重传定时器超时
·ssthresh（慢启动阈值）设置为当前cwnd（拥塞窗口）的一半
·即ssthresh ＝ [cwnd / 2]
·cwnd（拥塞窗口）= 1
·重新执行慢启动：也就是说如果还出现报文超时，那么ssthresh就要一直减半1，但是我好像记得书上有一个公式计算RTT和阈值的，书暂时不在身边网上也找不到，如果记得我我在补上。 -
·如果不是超时，而是连续收到3个ACK，处理方式是：
·ssthresh（慢启动阈值）设置为当前cwnd（拥塞窗口）的一半–这个与上面的操作是一样的
·cwnd＝当前阈值–但是这里就与上面不同了，而是设置为当前慢启动阈值，连续收到3个ACK，说明1个报文段可能丢失了，但后面的几个报文段又安全到达
·开始拥塞避免阶段