本篇中先介绍一下慢启动和拥塞避免的大概过程，下一篇中将会给出多个linux下reno拥塞控制算法的wireshark示例，并详细解释慢启动和拥塞避免的过程。

一、慢启动(slow start)

        一个TCP连接启动的时候并不知道cwnd应该取多大的值适合当前的网络状况，因此TCP发送方会从一个较小的初始值指数抬升cwnd到某一个值，这个cwnd抬升的过程就叫做慢启动。除了初始建立tcp连接（SYN包交换后）后的数据发送使用慢启动外，在TCP超时重传、TCP空闲一段时间后重新开始数据发送这些场景下也会触发慢启动过程。

        在TCP连接的慢启动过程中，cwnd的初始值为IW(initial window)。IW的原始值为1个SMSS的大小，但是RCF5681协议允许IW按照如下设置（RFC3390中也有详细的设置原则描述和讨论）

• SMSS>2190bytes时，IW=2*SMSS 且最大不能超过2个报文段

• 2190bytes>=SMSS>1095bytes时，IW=3*SMSS 且最大不能超过3个报文段

• 其他场景下，IW=4*SMSS 且最大不能超过4个报文段

      为了接下来描述方便，我们取cwnd=IW=1*SMSS。其中SMSS一般为min(接收方的MSS，扣除header的path MTU)。假设没有丢包发生并且接收方每接收一个包就反馈一个ACK，则每当发送方接收到一个Good ACK的时候，发送方就会调整cwnd=cwnd+min(N,SMSS),其中N表示这个Good ACK反馈确认的接收方新收到的数据量，单位为byte。比如之前收到的最大ACK Number为1000，新收到的Good ACK中ACK Number为2000，则这个Good ACK指示接收方新收到了1000byte的数据，这种场景下N=1000bytes。当发送端以SMSS大小发送数据报文，接收方对每个报文都立即回复ACK的时候，简洁的整理以下算法流程如下

1）连接建好的开始先初始化cwnd = 1，表明可以传一个SMSS大小的数据。

 

2）每当收到一个ACK，cwnd++; 呈线性上升

 

3）每当过了一个RTT，cwnd = cwnd*2; 呈指数让升

 

4）还有一个慢启动门限ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入拥塞避免。

5)当遇到RTO超时重传时会触发cwnd和ssthresh的调整，ssthresh=max(cwnd/2, 2)，cwnd=1，然后重新开始慢启动过程。

连接初始建立场景下可以设置ssthresh为一个很大的值，然后开始慢启动流程后，直到发送速率一直增大，最终触发RTO超时或者快速重传，然后根据cwnd设置ssthresh从而得到一个有效的ssthresh值。这里我们暂时只考虑RTO超时场景，后面会介绍快速重传、ECN等场景下的处理。

慢启动流程示意图如下

从上图可以看到每过一个RTT，cwnd就会增加一倍，因此TCP的慢启动是指数增长的(慢启动的"慢"是指TCP的发送端不能直接以接收方通告的awnd为窗口进行发送，而要有一个启动过程，因此叫做慢启动)。当发送端使用delay ACK时，慢启动的cwnd仍然是指数增长的，但是增长速度会稍微慢一些。因此有一些TCP实现会等TCP连接完成慢启动过程后在使用delay ACK，例如linux中在连接初始建立时候的quick ACK模式。

二、拥塞避免(congestion avoidance)

        从慢启动可以看到，cwnd可以很快的增长上来，从而最大程度利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使 用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。慢启动门限 ssthresh 的用法如下：

• 当 cwnd < ssthresh 时，使用慢开始算法。

• 当 cwnd > ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。

• 当 cwnd = ssthresh 时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。

拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，假设cwnd=k*SMSS，当发送端收到一个包的ACK反馈的时候，按照cwnd=cwnd+(1/k)*SMSS。这样每经过一个RTT发送k个数据包的时候，cwnd增长了大约一个SMSS，通常上我们即描述为每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，使拥塞窗口 cwnd 按接近线性规律缓慢增长。这种增长方式叫做“加法增大”（Additive Increase）。另外当接收方使用delay ACK时，cwnd的增长仍然是接近线性的，只不过增长速度相对慢一些。总结如下

 

　　1）收到一个ACK时，cwnd = cwnd + 1/cwnd

 

　　2）当每过一个RTT时，cwnd = cwnd + 1

简单图示如下

 

 

       无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，在Tahoe版本中，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是触发了快速重传或者RTO重传），就要更新慢开始门限 ssthresh =max(flight size/2,2*SMSS)，因为一般情况下flight size接近或者等于cwnd，所以也可以认为更新ssthresh =max(cwnd/2,2*SMSS)，这个过程叫做“乘法减小”（Multiplicative Decrease）。加法增大与乘法减小常常合称为AIMD算法。另外，Windows中的实现据传为ssthresh =max(min(cwnd, awnd)/2, 2*SMSS) 。总结如下

 

• sshthresh = max(cwnd/2,2*SMSS)  (一般来说当发生丢包的时候 cwnd一般都是大于等于4的，所以也可以认为ssthresh =max(cwnd/2,2*SMSS)=cwnd/2)
• cwnd 重置为 1
• 进入慢启动过程

 

三、拥塞控制示例

        上面所讲解的慢启动和拥塞避免就是Tahoe版本的TCP实现，这个也是带有拥塞控制功能的第一个TCP版本，随着4.2 BSD UNIX一起发布。同时Tahoe版本是支持快速重传的，但是Tahoe版本对于快速重传和RTO重传的处理是一致(Reno版本的TCP对于快速重传和RTO重传的处理略有不同，接下来的拥塞控制系列会讲解)。

 下面我们看一个图解示例以加深理解，下图中横坐标以RTT为单位，纵坐标cwnd用报文段为单位(可以看成SMSS大小为单位)，我们假设接收端通告的窗口足够大，只考虑cwnd的变化。

分别对图中标示的箭头做如下说明

1、在标号为1的箭头处，TCP初始连接进行数据交换，开始慢启动，初始cwnd=IW=1，ssthresh=16，在传输轮次0-4阶段进行慢启动过程，cwnd按照1-2-4-8-16的顺序进行指数增长

2、在标号为2的箭头处，cwnd=16=ssthresh，此时触发拥塞避免过程，开始线性增长，在传输轮次4-12阶段，cwnd按照16-17-18-19-20-21-22-23-24进行线性增长。

3、在标号为3的箭头处，TCP发生了RTO重传，认为网络发生拥塞，于是设置ssthresh=cwnd/2=12，cwnd=1重新进行慢启动过程

4、在标号为4的箭头处，TCP从cwnd=1开始重新开始慢启动过程

5、在标号为5的箭头处，当 cwnd = 12 时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按按线性规律增长，每经过一个往返时延就增加一个 MSS 的大小。

 

TCP协议中的计时器

 

　　什么是计时器呢？我们可以理解成一块闹钟，隔一段时间响一次，提醒TCP做特定的事情。TCP要正常工作，必须要有特定的计时器。那么TCP中有哪些计时器呢？

　　TCP中有四种计时器（Timer），分别为：

　　　　1.重传计时器：Retransmission Timer

　　　　2.坚持计时器：Persistent Timer

　　　　3.保活计时器：Keeplive Timer

　　　　4.时间等待计时器：Timer_Wait Timer

　　（1）重传计时器

　　　　大家都知道TCP是保证数据可靠传输的。怎么保证呢？带确认的重传机制。在滑动窗口协议中，接受窗口会在连续收到的包序列中的最后一个包向接收端发送一个ACK，当网络拥堵的时候，发送端的数据包和接收端的ACK包都有可能丢失。TCP为了保证数据可靠传输，就规定在重传的“时间片”到了以后，如果还没有收到对方的ACK，就重发此包，以避免陷入无限等待中。

　　当TCP发送报文段时，就创建该特定报文的重传计时器。可能发生两种情况：

　　1.若在计时器截止时间到之前收到了对此特定报文段的确认，则撤销此计时器。

　　2.若在收到了对此特定报文段的确认之前计时器截止时间到，则重传此报文段，并将计时器复位。

　　（2）持久计时器

　　先来考虑一下情景：发送端向接收端发送数据包知道接受窗口填满了，然后接受窗口告诉发送方接受窗口填满了停止发送数据。此时的状态称为“零窗口”状态，发送端和接收端窗口大小均为0.直到接受TCP发送确认并宣布一个非零的窗口大小。但这个确认会丢失。我们知道TCP中，对确认是不需要发送确认的。若确认丢失了，接受TCP并不知道，而是会认为他已经完成了任务，并等待着发送TCP接着会发送更多的报文段。但发送TCP由于没有收到确认，就等待对方发送确认来通知窗口大小。双方的TCP都在永远的等待着对方。

　　要打开这种死锁，TCP为每一个链接使用一个持久计时器。当发送TCP收到窗口大小为0的确认时，就坚持启动计时器。当坚持计时器期限到时，发送TCP就发送一个特殊的报文段，叫做探测报文。这个报文段只有一个字节的数据。他有一个序号，但他的序号永远不需要确认；甚至在计算机对其他部分的数据的确认时该序号也被忽略。探测报文段提醒接受TCP：确认已丢失，必须重传。

　　坚持计时器的值设置为重传时间的数值。但是，若没有收到从接收端来的响应，则需发送另一个探测报文段，并将坚持计时器的值加倍和复位。发送端继续发送探测报文段，将坚持计时器设定的值加倍和复位，直到这个值增大到门限值（通常是60秒）为止。在这以后，发送端每个60秒就发送一个探测报文，直到窗口重新打开。

　　（3）保活计时器

　　　　保活计时器使用在某些实现中，用来防止在两个TCP之间的连接出现长时间的空闲。假定客户打开了到服务器的连接，传送了一些数据，然后就保持静默了。也许这个客户出故障了。在这种情况下，这个连接将永远的处理打开状态。

　　要解决这种问题，在大多数的实现中都是使服务器设置保活计时器。每当服务器收到客户的信息，就将计时器复位。通常设置为两小时。若服务器过了两小时还没有收到客户的信息，他就发送探测报文段。若发送了10个探测报文段（每一个像个75秒）还没有响应，就假定客户除了故障，因而就终止了该连接。

　　这种连接的断开当然不会使用四次握手，而是直接硬性的中断和客户端的TCP连接。

　　（4）时间等待计时器

　　时间等待计时器是在四次握手的时候使用的。四次握手的简单过程是这样的：假设客户端准备中断连接，首先向服务器端发送一个FIN的请求关闭包（FIN=final），然后由established过渡到FIN-WAIT1状态。服务器收到FIN包以后会发送一个ACK，然后自己有established进入CLOSE-WAIT.此时通信进入半双工状态，即留给服务器一个机会将剩余数据传递给客户端，传递完后服务器发送一个FIN+ACK的包，表示我已经发送完数据可以断开连接了，就这便进入LAST_ACK阶段。客户端收到以后，发送一个ACK表示收到并同意请求，接着由FIN-WAIT2进入TIME-WAIT阶段。服务器收到ACK，结束连接。此时（即客户端发送完ACK包之后），客户端还要等待2MSL（MSL=maxinum segment lifetime最长报文生存时间，2MSL就是两倍的MSL）才能真正的关闭连接