IP电话TCP确认和拥塞控制

1、确认与超时重传
TCP建立在不可靠的IP协议之上，IP及IP电话都不能提供任何可靠性机制，TCP的可靠性完全由自己本身实现。TCP采用的可靠性技术主要是确认与超时重传。
TCP流的特点是无结构的字节流，流中数据是一个个字节构成的序列，而无任何可供解释的结构，这一特点在TCP的基本传输单元（段）格式中体现为段不定长。
可变长TCP段给确认与超时重传机制带来的结果是所谓“累计确认”，TCP确认针对流中的字节，而不是段。一般情况下，接收方确认已正确收到的连续的字节流，每个确认指出下一个希望接收的字节。
累计确认的优点之一是在变长段传输方式下不会产生两义性，假如采用段确认，若发送方发出的第n段未收到确认，超时后又发一新的第《段，但新的第《段很可能包含不同于旧的第《段的数据，之后收到对第《段的确认，那么发送方如何判断这是对哪个第《段的确认呢？即便叫以判断这是对哪个第n段的确认，具体实现起来也相当困难。
累计确认还有一个优点是确认丢失后不一定导致重传。假设收方当前正确收到第 10号字节以前的数据，将发送一报文确认第11号字节，紧接着又收到第11号，第12号字节又发送-个确认第13号字节的报文。确认第11号字节的报文丢失并不一定导致重传，因为假如确认第13号字节的报文在第11号字节确认超时之前传回发送方，发送方将不进行重传。
累计确认的缺点是发送方不能获得关于所有成功的段传输的信息。假如前面尚有数据未得到确认，则后面的所有成功传输的段也得不到确认。比如，现在发送方发出两个段，第二个段传输成功，第一个段失败，则发送方将得不到任何确认，必须重传。重传时采取什么策略又是一个问题：是两个段一起重传还是逐段重传？两个段一起重传显然会造成浪费。逐段重传，传一段等待一个确认，再传下一段，则又回到简单的停等协议方式。两者的效率都不高。
影响确认超时重传最关键的因素在于定时时间片的大小。在互联网环境中，要确定合适的定时时间片是一件相当困难的事情：一方面，互联网进程通信既可能就在个局域网上进行，也可能要穿越许多各种各样的中间网络，传输延迟变化范围相当大；另一方面，不同进程对之间的通信延迟还取决于不同信道的负载情况。总之，从发出数据到收到确认所需的往返时间呈动态变化，很难把握。
为适应上述情况，TCP采用一种适应性重传算法。大致思想是：TCP监视每一条连接的性能，由此推算出合适的时间片，当连接性能发生变化时，TCP随即改变时间片值。
2. TCP的拥塞控制
在互联网屮，拥塞是由于路由器数据报超载而引起的严重延迟现象，是通信能力不足的体现。一旦发生拥塞，路由器将抛弃数据报，导致重传，而大量的重传又会进一步加剧拥塞。这种恶性循环有可能导致整个互联网无法工作，即所谓“拥塞崩溃”。因此简单地采用确认超时重传技术并不能解决传输层的所有问题，TCP还必须提供适当的机制以进行拥塞控制。
总的来说.TCP的拥塞控制也是基于滑动窗口协议的，即通过限制发送端向互联网注入报文的速率达到控制拥塞的目的。
具体地说.TCP是通过控制发送窗口的大小控制拥塞。决定发送窗口人小的因素有两个：第一个是接收方所通告的窗口大小（即在确认中所指出的接收缓冲区大小）；第二个是发送端的拥塞窗口限制，又叫拥塞窗口。发送窗口的大小是两者中的最小者，即：
发送窗口 =min(接收方通告窗口，拥塞窗口）
在非拥塞状态下，拥塞窗口和接收方通告窗口大小相等。一旦发现拥塞，TCP将减小拥塞窗口。TCP发现拥塞的途径有两条：一条是来自ICMP的源站抑制报文；一条是报文丢失现象。TCP假定大多数报文丢失都源于拥塞。为迅速抑制拥塞，TCP采取成倍递减拥塞窗口的策略：一旦发现报文丢失，立即将拥塞窗口大小减半；而对于保留在发送窗口中的报文，按指数级后退重传定时器。这样的结果是，拥塞窗口呈几何级数减小，即发送方发送报文的速度和重传率也呈几何级数减少，最终可能出现简单停等协议状态。若此时继续出现重传，TCP将成倍增加时间片。拥塞结束后.TCP又采取一种算术级窗口恢复策略，以避免迅速增加窗口大小造成的振荡。这种策略叫“慢启动”。慢启动的过程是：当在一条新连接或经过一定时间拥塞后开始恢复的连接上传输数据时，都要从大小为1的拥塞窗口开始，之后每收到一个确认，拥塞窗口大小增加1倍。另外，TCP还附加一条限制：当拥塞窗口增加到原大小的一半时，进入“拥塞避免”状态，减缓增大窗口的速率。在“拥塞避免”状态，TCP在收到一个确认后，拥塞窗口增加1个数据段长度。

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