以根据接收到的重传确认报文数量扩充自身窗口。当发送方进入快恢复并重传单个报文 时,发送方会一直等到重复确认报文的数量到达窗口的一半,然后为每个新收到的重复 确认报文发送一个新的报文。当收到新发送报文的确认报文后,发送方退出快速恢复状 态,并将ndup置零。 由此可见,快恢复算法可以避免“管子”因为快重传而清空,因而避免了当发生单 个报文丢失时,TCP进入慢启动过程。然而,由于快恢复算法在一个RTT周期内只重 传一个数据包,因此Reno并不能很好地应对一个发送窗口内多个报文丢失的情况。 (3) TCP NewReno NewReno对Reno中的快恢复算法进行了补充。它考虑了一个发送窗口内多个报文 丢失的情况。在Reno的快恢复算法中,当发送方收到一个不重复的应答后就退出快恢 复状态,并将自身的可用窗口重新缩小至拥塞窗口的规模。而在 NewReno中,只有当 所有报文都被应答后才退出快恢复状态。当一个发送窗口内有多个报文丢失时, NewReno在每个RTT周期内重传一个报文,直到所有丢失报文都被重传 (4) SACK SACK对Reno中的拥塞控制机制进行了保守的扩展:它沿用了Reno中的算法来调 整拥塞窗口的大小,仅对其它算法做了微调。因此,SACK保留了Reno在出现乱序报 文时的鲁棒性,使用重传超时作为恢复的方法,最主要的区别在于如何处理一个发送窗 口内多个报文丢失的情况。 SACK使用了“选择性重传”( Selective Repeat)的策略,接收方将坏帧丢弃,但是 会继续缓存坏帧后面的好帧,如图10.8(b)所示。当发送方超时以后,它只重传最早 的未被确认的那一帧。如果那一帧正确地到达接收方,则接收方依次将它所缓存的帧递 交给网络层。这种策略要求接收方的窗口大于1。 从以上算法中可以总结出TCP拥塞控制的几个特点。 ①将拥塞控制分为慢启动和拥塞避免两个主要阶段。慢启动用于探测网络的带宽, 这个阶段使用指数增长的方式;拥塞避免试图避免拥塞的发生,这个阶段使用AIMD ( Additive Increase Multiplicative Decrease)的方式。 ②假设报文的丢失是由网络的拥塞引起的。TCP算法把报文丢失作为拥塞发生的 指示。快速重传和SACK都用于检测报文的丢失,但当其它机制无效时,重传时钟超 时是发现报文丢失的最终机制。367 以根据接收到的重传确认报文数量扩充自身窗口。当发送方进入快恢复并重传单个报文 时，发送方会一直等到重复确认报文的数量到达窗口的一半，然后为每个新收到的重复 确认报文发送一个新的报文。当收到新发送报文的确认报文后，发送方退出快速恢复状 态，并将 ndup 置零。 由此可见，快恢复算法可以避免“管子”因为快重传而清空，因而避免了当发生单 个报文丢失时，TCP 进入慢启动过程。然而，由于快恢复算法在一个 RTT 周期内只重 传一个数据包，因此 Reno 并不能很好地应对一个发送窗口内多个报文丢失的情况。 （3）TCP NewReno NewReno 对 Reno 中的快恢复算法进行了补充。它考虑了一个发送窗口内多个报文 丢失的情况。在 Reno 的快恢复算法中，当发送方收到一个不重复的应答后就退出快恢 复状态，并将自身的可用窗口重新缩小至拥塞窗口的规模。而在 NewReno 中，只有当 所有报文都被应答后才退出快恢复状态。当一个发送窗口内有多个报文丢失时， NewReno 在每个 RTT 周期内重传一个报文，直到所有丢失报文都被重传。 （4）SACK SACK 对 Reno 中的拥塞控制机制进行了保守的扩展：它沿用了 Reno 中的算法来调 整拥塞窗口的大小，仅对其它算法做了微调。因此，SACK 保留了 Reno 在出现乱序报 文时的鲁棒性，使用重传超时作为恢复的方法，最主要的区别在于如何处理一个发送窗 口内多个报文丢失的情况。 SACK 使用了“选择性重传”（Selective Repeat）的策略，接收方将坏帧丢弃，但是 会继续缓存坏帧后面的好帧，如图 10.8（b）所示。当发送方超时以后，它只重传最早 的未被确认的那一帧。如果那一帧正确地到达接收方，则接收方依次将它所缓存的帧递 交给网络层。这种策略要求接收方的窗口大于 1。 从以上算法中可以总结出 TCP 拥塞控制的几个特点。 ① 将拥塞控制分为慢启动和拥塞避免两个主要阶段。慢启动用于探测网络的带宽， 这个阶段使用指数增长的方式；拥塞避免试图避免拥塞的发生，这个阶段使用 AIMD （Additive Increase Multiplicative Decrease）的方式。 ② 假设报文的丢失是由网络的拥塞引起的。TCP 算法把报文丢失作为拥塞发生的 指示。快速重传和 SACK 都用于检测报文的丢失，但当其它机制无效时，重传时钟超 时是发现报文丢失的最终机制