理解TCP滑动窗口是如何工作的，对于理解TCP的其他知识是至关重要的。

相比于更为简单，同为传输层协议的UDP而言，TCP提供了对传输数据的质量保证。

在可靠性上，TCP确保传输的数据不丢失、不重复，也不会产生乱序。

同时，TCP还提供了流量控制，用于控制数据发送的速度，防止较快主机导致较慢主机的缓冲区溢出。

接下来，从不可靠的协议开始说起，看看TCP面向流的滑动窗口机制是如何演化而来的。

不可靠的协议

对于不可靠的协议（例如IP、UDP），当数据发出去之后，可能到达目的地，也可能丢失。

如果没有提供消息反馈的机制，那么发送方将无法获知数据是否已成功的送达目的地，因而也无法对丢失的数据进行重传。

没有消息反馈机制，是造成传输不可靠，没有流控的一个主要原因。

 

 

 

支持重传的确认机制

为了能够在一个不可靠协议的基础之上，进行可靠的数据传输，引入了消息反馈机制。

消息反馈

发送方发送一条信息，当接收方收到数据之后，给发送方返回一个接收成功的反馈信息。

简单的实现流程如下：

1. 主机A给主机B发送一条消息；
2. 主机B收到后，给主机A发送一条确认消息，告诉A消息已经被成功的接收了；
3. 主机A在收到B的确认消息之后，就知道该消息已发送成功。

但是这个简单的机制，可能存在2个问题：

1. 由于IP协议是不可靠的，实际上消息可能没有到达目的地。这样，主机A将会处于等待消息确认的状态，可能永远也收不到确认。
2. 另一方面，也有可能主机B在收到了从A发送过来的消息之后，返回了确认消息，但这个消息却意外的丢失了。

以上2种情况，都有可能导致主机A一直处于等待确认消息的状态，但却永远也等不到。

超时重传

为了解决这个问题，当主机A发送一条消息之后，可以同时启动一个计时器。这个计时器的时间要足够长，让消息能够送达主机B，同时让确认消息也能够返回给主机A。

如果在确认消息到达主机A之前，计时器超时了。那么，主机A会认为发送消息的过程中遇到了问题（可能是丢失了，或者网络堵塞导致包延迟），于是就重传该消息。

由于这种对消息的确认机制，既包含了对消息已收到的确认应答，也包含了发生超时后对消息的重传，因此被称为支持重传的确认机制（PAR，Positive Acknowledgment with Retransmission）。

 

 

 

基于PAR机制，能够给数据传输提供基本的可靠性保证。

但PAR机制存在一个缺点，就是在任何时候，只能有一条消息是未被确认的。这会使得系统变得非常慢，因为后续消息的发送都得等待前一条消息的确认。

消息标识和发送限制

PAR机制比较适用于传输少量数据，或者交互不是很频繁的协议。由于PAR传输效率低下，因此也不适用于像TCP这样的协议。

为了解决传输效率低下的问题，引入了消息标识。

消息标识

当发送方发送消息的时候，为这个消息增加一个唯一标识。接收方在收到消息之后，返回的确认消息也带上该消息标识。

这样，发送方就可以针对不同的消息使用不同的标识。发送方可以同时发送多条消息，在收到确认消息之后，只要根据消息标识进行匹配，确认对应的消息即可。

以上，只是从发送方的角度，解决了发送方的发送速率问题（在任何时候，只能有一条消息是未被确认的）。

发送限制

我们再换个角度，原来是发送一个消息，接收方处理完，返回确认消息后，等待下一条消息。这个过程，对于接收方来说，并不会存在什么问题。

在引入消息标识之后，发送方可以同时发送多条消息了。但如果发送过快，接收方可能由于处理不过来，被压垮了。

因此，对于接收方来说，需要保证在自己能够正常接收处理数据的情况下，通过一种机制，来通知发送方尽量不要发送得太快，发送的数据尽量按照自己的处理能力来。

比较容易想到的，就是在接收方返回确认消息的时候，将接收方的发送限制信息带上，传递给发送方。

发送方在收到确认消息中的发送限制字段时，就可以按照接收方的要求来控制自己的发送速率。

有了这个发送限制，接收方就可以根据自己的实际负载情况，进行动态反馈以调整发送速率，最优化发送性能。

增加了消息标识和发送限制之后，可以认为是PAR机制的一个增强版。

对于数据的传输，现在可以提供可靠性、效率和基本的数据流控了。

 

 

 

TCP面向流的滑动窗口确认

在增加了消息标识和发送限制之后，整个消息的发送和确认过程，已经较为完善了。

但从传输的"数据"的角度来看，前面我们讲的，其实都是面向消息的。也就是说，发送和确认都是以消息为单位。

而实际上，TCP是面向字节流的，本身并没有消息的概念。TCP传输的数据，我们通常称之为报文段。具体如何识别并组装为一条完整的消息，是应用层的工作。

正因为如此，TCP是以字节为单位来处理数据流的。如果要对TCP传输的数据做标识，那就需要一个字节给一个标识。

这样一来，TCP每次就只能发送一个字节的数据，然后每次也只能确认一个字节的数据，这显然是不合理的。既浪费带宽，又降低了发送效率。

TCP的设计者确实也没有这么做，而是将数据划分为一个个数据段，每次可以发送一段数据。

对于每一段数据，使用一个序号来进行标识。每次确认数据的时候，也是确认一段数据而不是一个字节。

事实上，序号是报文段中数据字节的偏移量，表示数据字节的位置。

TCP缓冲区

设想一个场景，主机A和主机B建立了一个新的连接：

1. 主机A有一个很大的数据字节流需要传输，但是主机B没有办法全部接收；
2. 所以主机B限制主机A报文段能够传输的字节数大小，直到已发送的字节被确认；
3. 主机B允许主机A发送更多的字节。

所以，每台主机都需要跟踪哪些字节已经发送了，哪些字节还没有发送，哪些已经确认了。这个流程，和前面以消息为单位的发送限制机制很类似。

为此，TCP引入了缓冲区的概念，将发送方的缓冲区，划分为四个部分。

发送方的缓冲区

 

 

 

如图所示，发送方的缓冲区，被划分为四个部分，具体说明如下。

第一部分：已发送，并且已确认的字节

（Bytes Sent And Acknowledged）

对应于图中的 Category #1 部分，从第1到第31个字节，共31字节。

第二部分：已发送，但尚未确认的字节

（Bytes Sent But Not Yet Acknowledged）

对应于图中的 Category #2 部分，从第32到第45个字节，共14字节。

第三部分：尚未发送，但可以立即发送的字节

（Bytes Not Yet Sent For Which Recipient Is Ready）

对应于图中的 Category #3 部分，从第46到第51个字节，共6字节。

这部分，代表发送方当前还可以发送的字节数，也是接收方当前还可以接收的字节数。

第四部分：尚未发送，并且还不能发送的字节

（Bytes Not Yet Sent For Which Recipient Is Not Ready）

对应于图中的 Category #4 部分，从第52到第95个字节，共44字节。

这部分字节，已经超出了接收方可以接收的最大窗口大小，因此暂不能发送。

发送窗口（Send Window）

黑色方框部分，表示发送窗口（Send Window），通常也简单的称为窗口。

发送窗口由两部分组成，对应于发送缓冲区的第二部分（Category #2，灰色方框内）和第三部分（Category #3，红色方框内）。

如图所示，发送窗口大小为20字节，第二、三部分分别为14字节和6字节。

窗口的左边缘为窗口的第1个字节（第32字节），右边缘为窗口的最后一个字节（第51字节）。

窗口的左边缘位置，决定了窗口的右边缘位置。左边缘是第一和第二部分的分界线，右边缘是第三和第四部分的分界线。

发送窗口的大小，决定了发送方可以同时发送的字节数，即未被接收方确认的字节数。

可用窗口（Usable Window）

可用窗口（Usable Window），对应于缓冲区的第三部分（Category #3），即发送方当前仍可以发送的字节数。

发送消息之后窗口的变化

如果在可用窗口内，发送了一些数据，将会改变发送窗口的位置，以及各部分的大小。

在上面的例子中，发送方的可用窗口为6字节。如果发送方将6个字节的数据发送出去，那么这6个字节将会变成未确认状态，合并到第二部分。

第二部分的范围变为，从第32到第51个字节，共20个字节。

而可用窗口，即窗口的第三部分，将变为0。这通常被称为零窗口（Zero Window）。

发送方需要等到有新的确认包到达，才会有可用的窗口可以继续发送数据。

 

 

 

确认消息之后窗口的变化

接收方成功接收了数据之后，会给发送方返回一个确认包。在确认包中，包含了一个确认序号，用于通知发送方，在这个序号之前的数据都已经成功接收了。（确认序号的主要作用，是用来解决不丢包问题。通知接收端已经接收了哪些数据。）

假设，已发送未确认部分（第32到第45字节），是由4个TCP报文段进行传输的。每个报文段的范围分别为：

• 第一段为32~34字节；
• 第二段为35~36字节;
• 第三段为37~41字节;
• 第四段为42~45字节。

假设第一段、第二段和第四段，都已经成功的发送给接收方了。但是，第三段还没有送达。

那么，接收方将只能确认第一段和第二段，即第32到第36字节已经接收成功了。而对于第四段，还不能进行确认。

这是因为，TCP采用的是累积确认的机制，确认序号表示在这个序号之前（确认序号值减去1）的数据都已经被成功接收。

由于第三段接收方还没有收到，因此不能越过这部分，去确认第四段。否则，发送方会认为第三段也已经被成功的接收了。

（事实上，现在的TCP支持SACK机制，如果启用了，可以支持确认非连续的数据块。）

 

 

 

发送方在接收到确认包之后，窗口将会向右移动5个字节（第32到36共确认5个字节）。而第32到36字节，将会合并到第一部分，变为已发送已确认状态。

由于确认了5个字节，窗口右移之后，又新建了一个5个字节的可用窗口（第52到56字节）。

这个过程会在每次发送方接收到确认包时发生，然后窗口会进行相应的移动，以调整缓冲区各部分的大小。（滑动窗口很形象）

 

 

 

有了滑动窗口机制，就可以使用一个确认序号来确认一整段数据。这为TCP面向字节流的服务，提供了可靠性支持，并且不需要为每一个序号的确认而耗费时间。

丢失确认之后窗口的变化

发送方在发送了第52到56字节的数据之后，就停下来不再发送数据了。因为被卡在了第37到41字节上，这个范围的字节仍然没有返回确认包。

当然，和PAR机制类似的，TCP也支持超时检测和重传数据包。

因此，在计时器超时之后，发送方将重发已丢失的报文段，并希望这一次能够到达目的地。

非常不幸的是，TCP的累积确认机制，仍存在一个缺点，它并不会独立的确认每个报文段。

这意味着，TCP有可能会重复发送那些实际已经被接收方成功接收的报文段。

在我们的例子中，第四段（第42到45字节）已经被成功接收。但只要第三段没有被确认，当超时进行重发时，第四段也会被重发。