传输层协议（7）：滑动窗口（1）

亦凉 2023-07-10 08:46 8阅读 0赞

**5.3 传输控制**

TCP（Transmission Control Protocol 传输控制协议）是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议。

在前面的章节中，我们介绍了 TCP 连接的相关概念，也介绍了 TCP 为什么说是一种面向字节流的协议，也基本介绍了为什么说 TCP 是可靠的协议。

但是 TCP 中的“C”——控制（Control），体现在哪里呢？在数据传输的过程中，TCP 又是如何控制的呢？本章就试图回答这个问题。

要研究 TCP 中的控制，首先要看 TCP 的上下文，如图5-82所示：

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图5-８２ TCP 上下文示意

图5-82是一个比方，它将 TCP 的发送者（用户 S）比喻成一个进水的水龙头，将 TCP 的接收者（用户 R）比喻成一个出水的水龙头。在发送侧，TCP 有一个蓄水池（TCP 发送方缓存），同样在接收侧，TCP 也有一个蓄水池（TCP 接收方缓存）。连接两个蓄水池的网络，就相当于水管。

TCP 的控制，就是面向发送者（进水速度）、接收者（出水速度）、发送方缓存（发送侧蓄水池）、接收方缓存（接收侧蓄水池）、网络（带宽、QoS（时延、丢包、抖动））的一个控制协议，它既要保证传输的可靠，也要面对各方面的复杂情况。

从某种意义上说，TCP 就相当于网络传输的大脑。当然，这个赞美听起来有点别扭，好像是说 TCP 脑子进水了，^\_^。

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下面我们就这对 TCP 的控制展开描述。

**5.3.1 滑动窗口**

在 TCP 的圈子里，滑动窗口的名气恐怕是能排第一，能与之一较长短的也许只有“三次握手/四次挥手”。

滑动窗口的过程，我们在上一章“5.2 TCP 连接”中有过涉及，本节我们再系统地介绍一下这个概念。

**5.3.1.1 滑动窗口基本概念**

TCP 引入滑动窗口的最直接的原因是“接收方的缓存是有限的”，如图5-83所示：

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图5-８３ 接收方的缓存是有限的

图5-83中，发送方最大允许发送字节数 Ws，其值只能等于接收方缓存大小 Wr，即 Ws = Wr。如果 Ws > Wr，那么就有可能发送方所发送的字节数比 Wr 大，致使接收方做丢包处理——这样就失去了发送的意义。

在 “5.2.7 TCP 连接的收发空间”，我们介绍过，TCP 发送方的最大允许发送字节数，也就是发送方的发送窗口（SND.WND），是由其接收报文中的 Window 字段（SEG.WND）所决定的，即 SND.WND = SEG.WND。

SND.WND 是 TCP 发送空间其中1个概念，如图5-所示：

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图5-８４ SND.WND 示意

图5-84中的概念：SND.UNA、SND.NXT、SND.WND，我们在5.2.7节都介绍过，这里就不再重复。需要强调的是，我们把 SND.WND 称为滑动窗口。

滑动窗口（Sliding Window），顾名思义，是可以滑动的。也就说滑动窗口是动态变化的，如图5-85所示：

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图5-８５ 滑动窗口示意

图5-85中，我们把滑动窗口想象成一个矩形，可以在 X 坐标轴上滑动。这个矩形在 X轴上的左坐标为 WL（window left）、右坐标为 WR（window right）。结合图5-84，我们知道：

WL = SND.NXT

WR - WL = SND.WND。

图5-85也指出了 WL 只能向右滑，WR 可以左右滑。实际上 WL 何时向右滑，滑多少，取决于 TCP 所发送的报文；WR 何时滑动（或左或右），滑多少，取决于 TCP 所接收的报文。如图5-86所示：

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图5-８６ 滑动窗口的滑动

图5-86中，T0时刻：WL = 7，WR = 12，WR - WL = SND.WND = 5。

在 T1 时刻，TCP 发送方，发送了1个报文，这个报文的数据长度是2个字节，于是我们看到了 WL 向右滑动：WL = 9。但是此时 WR 是不滑动的，因为 TCP 发送方还没有收到 TCP 接收方的指示。也正因为此，我们看到 T1 时刻，其滑动窗口的大小 SND.WND = 3，实际上是变小了。

在 T2 时刻，TCP发送方，接收了1个报文（对方的 ACK 报文），在这个报文中，其指示了接收窗口的大小等于6（SEG.WND = 6），于是我们看到：SND.WND = 6，同时也意味着 WR 向右滑动 WR = WL + SND.WND = 9 + 6 = 15。

图5-86中，T2 时刻的 WR 是大于 T1 时刻的 WR，即 WR2 > WR1，但是在某些场景下也会出现 WR2 < WR1 的情形，如图5-87所示：

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图5-８７ 滑动窗口的收缩

图5-87中，在 T2 时刻，TCP发送方，接收了1个报文（对方的 ACK 报文），在这个报文中，其指示了接收窗口的大小等于2（SEG.WND = 2），于是我们看到：SND.WND = 2，同时也意味着 WR 向右滑动 WR = WL + SND.WND = 9 + 2 = 11。

而 WR1 = 12，WR2 = 11，即：WR2 < WR1。这种情形，TCP 称为窗口收缩（shrinking the window）。RFC 793 对待窗口收缩的态度是：强烈不建议，但是也不拒绝。

*This, so called "shrinking the window," is ****strongly discouraged****. The robustness principle dictates that TCPs ****will not shrink**** the window themselves, but will be ****prepared for such behavior**** on the part of other TCPs.*

自己不主动，但是如果对方主动，TCP 也不拒绝，并且还会负责。不主动、不拒绝、会负责，从这个角度看，TCP 还不能算一个渣男——TCP 的爱情，原来还没有降级，^\_^

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**5.3.1.2 窗口大小与发送效率**

在上一小节中，我们为了讲述方便，所举的例子中，滑动窗口的大小仅仅是个位数（2、3、5、6）。实际上 RFC 793 中所定义的 Window 字段有16个 bits，也就说滑动窗口最大可以为65535（不考虑 RFC 1323 的 TCP Window Scale Option）。

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那么，滑动窗口的大小，与传输效率有什么关系呢？

一个极端的例子是假设滑动窗口的大小仅仅是1，也就是说只能传输1个字节的数据。而 TCP 的报文头的长度是20个字节（不考虑 Option 字段），如果再加上 IP 报文头20个字节（不考虑 Option 字段），那就是：一共41个字节（20 TCP Header + 20 IP Header + 1 Data）的报文，只运载了1个字节的数据。

这样的情形，与较大的滑动窗口相比，如图5-88所示：

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图5-８８ 滑动窗口太小的对比

图5-88-上，表达的是一个比较大的滑动窗口（比如1000），此时它发送1个100字节长度的数据，只需1对报文（一来一回）即可，所花费的时间记为 t。

图5-88-下，表达的是滑动窗口大小只为1的情形，此时它发送1个100字节长度的数据，则需要100对报文（一来一回）。我们忽略网络拥塞等因素，可以简单理解为它所花费的时间是100t。

如此看来，太小的滑动窗口（即使比1大一点），其引发的问题主要有：

（1）带来很多不必要的传输延时

（2）网络带宽利用率极低，而且还很有可能造成网络拥塞

也正是鉴于此，TCP 其中有有很关键的一点就是致力于滑动窗口大小（size）的研究。

**1）糊涂窗口综合症**

在 TCP 的世界里，对于这种来来回回发送的小包，有一个专有称谓：糊涂窗口综合症（Silly Window Syndrome，SWS）。所谓小包，指的是 TCP 报文中的有效载荷（即数据部分）很小，甚至数据长度只有1个字节。前文我们说过，这种情形（糊涂窗口综合症），其所引发的问题还是比较大的。

引发糊涂窗口综合症，有3种情形：或者是发送端、或者是接收端、或者是两者兼而有之。

对于发送端来说，它产生数据的速度可能很慢（比如 telnet 程序），此时就会引发糊涂窗口综合症。

对于接收端来说，原因也是如此——它处理数据的速度很慢——也会引发糊涂窗口综合症，如图5-89所示：

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图5-８９ 接收端引发的糊涂端口综合症

图5-89中，T0 时刻，接收端缓存是满的，2000个字节都被数据占满。T1 时刻，接收方处理掉1个字节的数据，给发送方发送 Window = 1 的 ACK 报文。于是 T2 时刻发送方发送过来1个字节的数据......如此循环反复，如果接收方处理数据的速度一直比较慢，那么糊涂窗口综合症就发生了。

图5-89中，接收方一次处理1个字节，仅仅是一个举例，事实上可以不是1个字节，只要是比较小的字节数即可，就会引发糊涂窗口综合症。

如果不做一些特殊的处理，在 TCP 的世界里，糊涂窗口综合症几乎是必然要发生的，也许是 A 和 B 之间，也许是 C 和 D 之间，就像天地之间，总有一些糊涂的爱。

那么，怎么做特殊处理呢？当然是：哪里糊涂治哪里，^\_^

**2）接收方治疗方案**

如果是接收方引发的糊涂窗口综合症，那么就从接收方入手。接收方治疗方案基本可以归类为两种。

第1种是 Clark 方案。Clark 方案可以理解为：立即确认0窗口。当接收缓存比较小时，如果收到对方发送过来的报文，接收方会立即确认，但是 ACK 报文中的 Window 字段会等于0。等到自己的缓存比较大（比如大小达到 MSS（maximum segment size），或者达到最大缓存空间的的一半时），再主动 ACK 接收方，告知自己的 Window。

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**David Dana Clark**

第2种方案是延迟确认（Delay ACK）。当接收缓存比较小时，如果收到对方发送过来的报文，接收方会稍微等待一段时间再确认——其基本思路是：在等待的这段时间内，自己会处理更多的报文，从而腾挪出更多的接收缓存，此时再发送 ACK 报文，就可以通告一个比较大的窗口。

当然，延迟确认的“延迟”时间不能过长，否则会让发送方以为发送超时，进而引发重新发送，这就弄巧成拙了。一般来说这个延迟时间是200 ms 或者500 ms（具体多少，是一个经验值），超过这个时间，接收方必须要给对方回应1个 ACK 报文。

无论是第1种方案还是第2种方案，其本质都是让发送方“休息一下”。还记得一休哥的口头禅吗——休息，休息一下。所以，我们也可以把接收方治疗方案称为“一休方案”。

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**暴露年龄了**

应该说，虽然这2个方案蹭了一休的大名（是我蹭的，不是这两个方案蹭的，^\_^），但是它们距离“聪明的一休”还是差的太远——虽然它们能解决一些问题，但并不是每个场景都适用，尤其是实时性要求很强的情形。

**3）发送方治疗方案：Nagle 算法**

如果是发送方引发的糊涂窗口综合症，那么就从发送方入手。发送方治疗方案也基本可以归类为两种，本小节介绍第1种：Nagle 算法。

Nagle 算法是以它的发明人 John Nagle 的名字命名的。1984年，为了解决其所供职的福特航空通信公司的网络拥塞问题，John Nagle 提出了 Nagle 算法（该算法主要用于避免过多小报文在网络中传输，从而降低网络容量利用率）。很抱歉，没有搜到 John Nagle 的照片，让我们以一张 RFC 896 的截图来表达对 John Nagle 的敬意吧。

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**RFC 896 与 John Nagle**

Nagle 算法如果用伪码来表示，如下：

\# 如果有数据要发送

if there is new data to send

\# 如果发送窗口大于 MSS，并且发送数据长度也大于 MSS，就可以发送

\# 其含义就是：大包可以可以发送

if the window size >= MSS and available data is >= MSS

send complete MSS segment now

\# 如果是小包，则要考虑一下了

else

\# 如果当前有未确认的报文，那么小包不能发送，先缓存起来

if there is unconfirmed data still in the pipe

enqueue data in the buffer until an acknowledge is received

\# 如果当前没有未确认的报文，那么小包也可以发送

else

send data immediately

end if

在微信里面看这段伪码可能会乱行，我们贴个图：

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**Nagle 算法伪码**

Nagle 算法可以用一句话总结：大包随便发（大于等于 MSS），小包发1个要等到确才能发下1个。

Nagle 算法的本质仍然是期望能“休息”或者等待一段时间，以使自己能将多个小包“攒”成1个大包发送。这个等待时间就是接收方 ACK 的时间。可以看到，如果对方 ACK 速度比较快，Nagle 算法仍然无法避免小包发送。

需要说明的是，对于 FIN 报文，Nagle 算法是不等待的，立即发送，因为它并不想延迟 FIN 报文的发送。这句话的潜台词是：Nagle 算法对于其他报文是有可能造成延时的。

另外，那些时延敏感的程序，如果遇到“发送方 Nagle 算法 + 接收方延迟确认”，那是雪上加霜：发送方在等接收方的确认，接收方又在等自己慢慢长大。

所以，TCP 提供了一个选项“TCP\_NODELAY”来禁用 Nagle 算法——天青色等烟雨，而我不能再等你！

**4）发送方治疗方案：CORK 算法**

cork 不是一个人名，当然也就不是一个名人，就是英文单词“塞子”的意思。

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塞子，顾名思义，就是塞住。所以 CORK 算法可以简单理解为：

（1）如果是大包（包大小 >= MSS），马上发送

（2）如果是小包，那就等。一直等到多个小包“攒”成1个大包，再发送。

当然，这种等待也不能无限期等下去，TCP 是设置了一个超时时间（经验值是200 ms），如果超时时间到，即使没有攒成1个大包，也得发送出去。

从某种意义上说，CORK 算法攒大包的概率比 Nagle 算法更大一点。如果对方 ACK 报文到达的比较快（小于200 ms），Nagle 算法有可能还没攒成1个大包，但是它就得立刻发出去，但是 CORK 算法则可以多等一会（一直等到200 ms），可以多攒一点数据，再发送出去。当然，对于 CORK 算法来说，如果超时时间到，即使它没有攒出大包，它也得发送。

所以说，从避免小包发送的角度来说，CORK 算法可能会比 Nagle 算法好一点。但是，事物总有两面性，CORK 算法可能会带来更多的延时。

也正是鉴于此，TCP 也提供了一个选项“TCP\_CORK”来禁用 CORK 算法。

**5）小结**

小包没有大包发送的效率高，而且还有可能会引发网络的拥塞。但是小包的发送，从某种意义上讲是不可避免的。或者是接收方处理速度慢，或者是发送方总是零星地产生数据，但是这些都不受 TCP 控制。

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**宝宝心里苦啊**

为了应对这种大量小包发送所引发的糊涂窗口综合症，TCP 从接收方到发送方都提出了各种算法。这些算法的本质，说的文雅一点，就是:聚沙成塔、集腋成裘，如果说的粗俗一点就是：攒数据、憋大招，一堆小包变大包。

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这种憋大招的方法，其缺陷也是很明显的，那就是时延，所以它们的应用场景也是有限的。用户在调用 TCP API 时，必要的时候，需要通过 TCP 选项来禁止这些所谓优化的算法。

人有悲欢离合，月有阴晴圆缺，此事古难全！

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