拥塞控制过程
数据吞吐量
TCP窗口大小，窗口流量控制，慢启动对TCP的成块数据传输综合作用，可能对TCP的数据传输有意想不到的影响。
RTT（Round-Trip Time） ：往返时间。是指一个报文段从发出去到收到此报文段的ACK所经历的时间。通常一个报文段的RTT与传播时延和发送时延两个因素相关。
在发送的过程中有可能发生这样的情况，即TCP两端的传输“管道”被填满，即整个管道上都有数据在跑，此时不管拥塞窗口和通告窗口是多少，管道上都不能在容纳更多的数据了。此时每当接收方从网络上移去一个报文段，发送方就发送一个，但是管道上的ACK总是固定的，这种情况就是连接的理想稳定状态。
一般情况下带宽*时延就是一条线路的容量，因此吧RTT减小可以增加一条线路的容量，注意RTT加大的意思时传输时间减小！
当 数据由一个大的管道向一个小的管道传输时，就有可能发生拥塞，例如，当若干输入流到达一个路由器，而此路由器的输出带宽小于这些输入流的带宽总和时，就会发生拥塞。这种情况普遍见于局域网与广域网的接口处。如果发送方处于局域网，而且不使用慢启动，使用局域网的带宽尽快的发送报文，那么返回的ACK之间的间隔与最慢的广域网链路一致。而且，由于路由器转发包速度慢，所以路由器就有可能主动丢失分组包。
TCP的拥塞控制主要原理依赖于一个拥塞窗口(cwnd)来控制，TCP还有一个对端通告的接收窗口(rwnd)用于流量控制。窗口值的大小就代表能够发送出去的但还没有收到ACK的最大数据报文段，显然窗口越大那么数据发送的速度也就越快，但是也有越可能使得网络出现拥塞，如果窗口值为1，那么就简化为一个停等协议，每发送一个数据，都要等到对方的确认才能发送第二个数据包，显然数据传输效率低下。TCP的拥塞控制算法就是要在这两者之间权衡，选取最好的cwnd值，从而使得网络吞吐量最大化且不产生拥塞。 由于需要考虑拥塞控制和流量控制两个方面的内容，因此TCP的真正的发送窗口=min(rwnd, cwnd)。但是rwnd是由对端确定的，网络环境对其没有影响，所以在考虑拥塞的时候我们一般不考虑rwnd的值，我们暂时只讨论如何确定cwnd值的大小。关于cwnd的单位，在TCP中是以字节来做单位的，我们假设TCP每次传输都是按照MSS（Maxitum Segment Size）大小来发送数据的，因此你可以认为cwnd按照数据包个数来做单位也可以理解，所以有时我们说cwnd增加1也就是相当于字节数增加1个MSS大小。
慢启动
慢启动定义
慢启动，是传输控制协议使用的一种阻塞控制机制。慢启动也叫做指数增长期。慢启动是指每次TCP接收窗口收到确认时都会增长。增加的大小就是已确认段的数目。这种情况一直保持到要么没有收到一些段，要么窗口大小到达预先定义的阈值。如果发生丢失事件，TCP就认为这是网络阻塞，就会采取措施减轻网络拥挤。一旦发生丢失事件或者到达阈值，TCP就会进入线性增长阶段。这时，每经过一个RTT窗口增长一个段。
慢启动解析
发送方一开始便向网络发送多个报文段，直至达到接收方通告的窗口大小为止。当发送方和接收方处于同一个局域网时，这种方式是可以的。但是如果在发送方和接收方之间存在多个路由器和速率较慢的链路时，就有可能出现一些问题。一些中间路由器必须缓存分组，并有可能耗尽存储器的空间。现在，TCP需要支持一种被称为“慢启动(slow start)”的算法。该算法通过观察到新分组进入网络的速率应该与另一端返回确认的速率相同而进行工作。
慢启动为发送方的TCP增加了另一个窗口：拥塞窗口(congestion window)，记为cwnd。新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下：
开始 ---> cwnd = 1 经过1个RTT后 ---> cwnd = 2*1 = 2 经过2个RTT后 ---> cwnd = 2*2= 4 经过3个RTT后 ---> cwnd = 4*2 = 8 如果带宽为W，那么经过RTT*log2W时间就可以占满带宽。
慢速网络例子
下图表示的是将从主机sun发送到主机vangogh.cs.berkeley.edu的数据。这些数据将通过一个慢的SLIP链路，该链路是TCP连接上的瓶颈（我们已经在时间系列上去掉了连接建立的过程）。
我们观察到发送方发送一个长度为5 1 2字节的报文段，然后等待ACK。该ACK在716 ms后收到。这个时间是一个往返时间的指示。于是拥塞窗口增加了 2个报文段，且又发送了两个报文段。当收到报文段5的ACK后，拥塞窗口增加为3。此时尽管可发送多达3个报文段，可是在下一个ACK收到之前，只发送了2个报文段。
拥塞避免
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。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。 上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？ 首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”： 1.把ssthresh降低为cwnd值的一半 2.把cwnd重新设置为1 3.重新进入慢启动过程。 从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。 我们认识到在收到一个失序的报文段时， TCP立即需要产生一个ACK（一个重复的ACK）。这个重复的ACK不应该被迟延。该重复的ACK的目的在于让对方知道收到一个失序的报文段，并告诉对方自己希望收到的序号。
由于我们不知道一个重复的ACK是由一个丢失的报文段引起的，还是由于仅仅出现了几个报文段的重新排序，因此我们等待少量重复的ACK到来。假如这只是一些报文段的重新排序，则在重新排序的报文段被处理并产生一个新的ACK之前，只可能产生1 ~ 2个重复的ACK。如果一连串收到3个或3个以上的重复ACK，就非常可能是一个报文段丢失了。 其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有： 1.把ssthresh设置为cwnd的一半 2.把cwnd再设置为ssthresh的值(具体实现有些为ssthresh+3) 3.重新进入拥塞避免阶段。 后来的“快速恢复”算法是在上述的“快速重传”算法后添加的，当收到3个重复ACK时，TCP最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复的思想是“数据包守恒”原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，如果发送方收到一个重复的ACK，那么根据TCP的ACK机制就表明有一个数据包离开了网络，于是cwnd加1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。 具体来说快速恢复的主要步骤是： 1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半，把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后重传丢失的报文段，加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络。 2.再收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。（为什么发生拥塞时，还增加cwnd？答案：在检测到丢包时，窗口为cwnd。这时候网络中最多有cwnd个包（in_flight < cwnd ）。每当收到一个重复的ACK，则说明有数据包离开网络，达到接收端了。那么，此时网络中还可以再容纳1个包。由于发送端滑动窗口不能移动了，所以如果想保持in_flight，可以使cwnd++。这样一来，可以提高吞吐量。而实际上，在fast recovery期间发送的新数据包比起发生丢包的cwnd来说，已经是大大减少了。）
3.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值。原因是因为该ACK确认了新的数据，说明从重复ACK时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。 快速重传算法首次出现在4.3BSD的Tahoe版本，快速恢复首次出现在4.3BSD的Reno版本，也称之为Reno版的TCP拥塞控制算法。 可以看出Reno的快速重传算法是针对一个包的重传情况的，然而在实际中，一个重传超时可能导致许多的数据包的重传，因此当多个数据包从一个数据窗口中丢失时并且触发快速重传和快速恢复算法时，问题就产生了。因此NewReno出现了，它在Reno快速恢复的基础上稍加了修改，可以恢复一个窗口内多个包丢失的情况。具体来讲就是：Reno在收到一个新的数据的ACK时就退出了快速恢复状态了，而NewReno需要收到该窗口内所有数据包的确认后才会退出快速恢复状态，从而更一步提高吞吐量。
SACK就是改变TCP的确认机制，最初的TCP只确认当前已连续收到的数据，SACK则把乱序等信息会全部告诉对方，从而减少数据发送方重传的盲目性。比如说序号1，2，3，5，7的数据收到了，那么普通的ACK只会确认序列号4，而SACK会把当前的5，7已经收到的信息在SACK选项里面告知对端，从而提高性能，当使用SACK的时候，NewReno算法可以不使用，因为SACK本身携带的信息就可以使得发送方有足够的信息来知道需要重传哪些包，而不需要重传哪些包。
性能分析
Tahoe没有快速恢复机制，在丢包后，它不仅重发了一些已经成功传输的数据，而且在恢复期间吞吐量也不高。利用SACK option携带的信息，我们能够提前知道哪些数据包丢失了。NewReno每个RTT内只能恢复一个丢失的数据包，所以如果丢失了N个数据包，那么Fast Recovery就要持续N*RTT的时间，当N比较大时，这是一段相当长的时间。而SACK则没有这个限制，依靠SACK option的信息，它能够同时恢复多个数据包，更加快速和平稳的恢复。
当发生同一窗口多个丢包时，SACK和NewReno最终都能够较为快速和平稳的恢复过来。而Reno则经常出现超时，然后再用慢启动来恢复，这个时候Reno的表现就如同Tahoe，会造成已接受数据的重复传送。Reno恢复期间会出现吞吐量低、恢复时间长、不必要重发数据、恢复结束后阈值过低等一些问题，严重的影响性能。
参考文章：
http://blog.csdn.net/zhangskd/article/details/7174682
http://zh.wikipedia.org/wiki/%E6%8B%A5%E5%A1%9E%E6%8E%A7%E5%88%B6