计算机网络教程典型教学案例

计算机网络

本次授课内容物理层数据链路层网络层运输层应用层多址接入信道划分CSMA/CACSMA/CD本次内容…本次授课内容载波监听退避重传CSMA/CD二进制指数退避算法冲突检测教学重点教学难点课堂教学设计问题驱动设计者(学员)??????课堂教学设计课前布置课堂讨论题（预习作业）信道划分对于突发性业务，效率低圆桌会议能不能采用随机占用信道的方法?课堂教学设计引导学员提出CSMA/CD协议“先听再发”的基本思想圆桌会议军建法治课堂教学设计在分析时空图的基础上，引导学员提出“边发边听”冲突检测的解决办法ABt冲突t=0B检测到发生冲突A检测到发生冲突先听再发能完全避免冲突吗？课堂教学设计引导学员提出随机退避的基本思想，并深入讨论本次课教学难点：二进制指数退避算法ABt=0t冲突冲突冲突后能立即重传吗？课堂教学设计在引导、启发学员的过程中逐步完成CSMA/CD协议的基本流程课堂教学设计分析CSMA/CD成功的原因提出新的课题激发学生创新热情计算机网络

第5讲CSMA/CD协议指院谢钧教授当多个站点共享同一个广播信道进行通信时会有什么问题？问题回顾共享广播信道冲突当多个站点同时发送数据时，信号会相互叠加（冲突），导致严重的失真第五讲载波监听多址接入/冲突检测静态信道划分时分多址、频分多址、……问题回顾共享广播信道对于突发业务，信道利用率低！能不能采用随机使用信道，发生冲突再解决的方法呢？课堂讨论题（预习作业）类比一个没有主持人的圆桌会议大家能不能顺利地进行发言圆桌会议载波监听多址接入/冲突检测CSMA/CD(CarrierSenseMultipleAccesswithCollisionDetection)传统以太网的多址接入协议3.3.2CSMA/CD协议

最初的以太网用一根总线将多台计算机连接起来简单、低成本、性能价格比高3.3.2CSMA/CD协议

以太网令牌环FDDI令牌总线AnyLAN双队列双总线以太网令牌环FDDI令牌总线AnyLAN双队列双总线以太网令牌环FDDI令牌总线AnyLAN双队列双总线以太网令牌环FDDI令牌总线AnyLAN双队列双总线以太网力克群雄有线局域网市场一个伟大的网络技术发明者以太网发明人CSMA/CD的设计者3Com创始人入选因特网名人堂BobMetcalfe传统总线型以太网载波监听多址接入/冲突检测CSMA/CD(CarrierSenseMultipleAccesswithCollisionDetection)传统以太网的多址接入协议3.3.2CSMA/CD协议

1.载波监听(CarrierSense)“载波监听”即“先听再发”先监听信道上传播的信号等信道空闲再发送数据载波监听能完全避免冲突吗？传播时延对冲突的影响AB冲突第五讲载波监听多址接入/冲突检测传播时延对冲突的影响ABt冲突单程端到端传播时延记为

t

t=0B发送数据A检测到发生冲突在开始发送数据后的

时间内可能会有其它站点发送数据而导致冲突B检测到发生冲突第五讲载波监听多址接入/冲突检测边发送边检测信号是否出现叠加检测到冲突就立即停止发送2.冲突检测(CollisionDetection)ABt冲突t=0单程端到端传播时延记为

t

B发送数据B检测到发生冲突每次冲突，最多持续2

时间A检测到发生冲突ABt冲突t=0单程端到端传播时延记为

t

立即重传会导致再次冲突冲突应随机等待一段时间再重传！B发送数据B检测到发生冲突A检测到发生冲突3.退避重传检测到冲突停止发送数据后，要推迟（称为退避）r

倍的单位退避时间后再监听信道进行重传（r为随机的整数）。单位退避时间要尽可能小，但要保证两站点选择不同的r

值时，一定不会再发生冲突。如何确定这个单位退避时间？ABt冲突t=0单程端到端传播时延记为

单位退避时间的选择t

B发送数据A检测到发生冲突至少推迟2

时间才能保证不再冲突B检测到发生冲突3.退避重传检测到冲突停止发送数据后，要推迟（称为退避）r

倍的2

时间后再监听信道进行重传（r为随机的整数）。如何选择这个随机数r呢？多站点冲突经常发生

ABCD

E多站点冲突经常发生冲突冲突

ABCD

E随机数r的选取范围是大一些好，还是小一些好？重传退避时间为r

倍争用期，r

等概率地从{0,1,…,2k-1}中随机选取，k

为重传次数

k

=1,选择范围:{0,1}

;

k

=2,选择范围:{0,1,2,3}

;

k

=3,选择范围:

{0,1,…,7}

;

…选择范围随重传次数k

呈指数扩大。二进制指数退避算法0

k边发边听冲突即停k＋1

k

r从

0

到2k–1中随机选择等待r2

时间是否是否否是有待发帧？冲突？信道忙？CSMA/CD的基本流程载波监听冲突检测退避重传CSMA/CD协议适用于局域网环境还是广域网环境？在局域网条件下，CSMA/CD的效率能够达到80%以上！计算机通信具有突发性使用的是广播信道有线信道容易检测冲突站点间距离比较近需要较高的性价比为什么CSMA/CD能够成功?

随机方式

载波监听

冲突检测

效率较高把握时机在合适的时间，在合适的地方，采用了合适的技术！计算机通信具有突发性使用的是广播信道能进行冲突检测站点间距离比较近需要较高的性价比课后思考&课前预习如何改进CSMA?思路：什么时候最容易发生冲突？如何尽量避免冲突？X下课可靠传输35计算机网络

第4讲谢钧教授网络工程教研室可靠传输36课前思考题两台计算机通过一条双向不可靠（可能出现比特差错、分组丢失）信道连接，请思考：如何保证接收方能正确接收到发送方发送的数据（无差错、无丢失、不失序、不重复）？发送方接收方双向不可靠信道在不可靠的信道上实现可靠的数据传输为上层提供一条可靠的逻辑通道可靠传输37单向可靠信道3.1.5可靠传输可靠传输协议可靠传输协议上层用户上层用户双向不可靠信道1.停止等待协议

(a)无差错情况A发送数据确认B确认确认tt发送数据发送数据AB(b)分组丢失tt发送数据可靠传输381.停止等待协议

(a)无差错情况A发送数据确认B确认确认AB超时重传确认

(b)超时重传tttt发送数据发送数据发送数据发送数据可靠传输39超时计时器的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些！(a)无差错情况A发送数据确认B确认确认tt发送数据发送数据AB(b)有差错情况tt发送数据1.停止等待协议

可靠传输40(a)无差错情况A发送数据确认B确认确认tt发送数据发送数据AB(b)有差错情况tt发送数据否认重发数据1.停止等待协议

可靠传输41?可靠传输421.停止等待协议

确认丢失A发送B确认tt可靠传输431.停止等待协议

确认丢失A发送B超时重传收到重复的数据也是一种错误！

确认tt?要对发送的数据进行编号！1.停止等待协议

确认丢失可靠传输44编号是可靠数据传输的另一个基本机制！A发送M1B超时重传M1发送M2丢弃重复的M1重传确认M1

确认M1tt确认分组有必要编号吗？1.停止等待协议

确认迟到（过早超时）可靠传输45A发送M1B超时重传M1发送M2丢弃重复的M1重传确认M1

确认M1tt需要编号指示确认的分组可靠传输461.可靠传输的机制确认超时重传差错检测否认重传（一般不采用）编号（数据分组编号和确认号）可靠传输47可靠传输的模型重传、编号、确认都是由可靠传输协议实体实现的，上层用户完全感觉不到！单向可靠信道可靠传输协议可靠传输协议上层用户上层用户双向不可靠信道可靠传输48编号的长度由于数据链路层没有分组失序的问题，通常采用1位编号的停止等待协议（交替使用0/1两个编号）但在因特网的运输层，由于分组可能失序，需要较长位数的编号可靠传输49ARQ协议这种采用超时重传机制的可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ(AutomaticRepeatreQuest)。ARQ表明重传的请求是自动进行的。接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。可靠传输502.信道利用率可靠传输512.信道利用率例子:1Gb/s链路,15ms端到端传播时延(距离大约3km),1000字节分组，忽略确认报文长度停止等待协议的信道利用率仅为0.000267平均传输速率仅能达到267kb/s协议设计的好坏会严重影响资源的利用率！第3章数据链路层52连续ARQ:流水线传输发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。由于信道上一直有数据不间断地传送，这种传输方式可获得很高的信道利用率。B分组ttAACK

连续不间断发送数据可能导致接收方或网络来不及处理。采用什么机制限制连续发送分组的数目？第3章数据链路层53滑动窗口123456789101112(a)发送方维持发送窗口（发送窗口是5）发送窗口(b)收到一个确认后发送窗口向前滑动向前123456789101112发送窗口通过设置发送窗口来限制发送方的发送速率

发送窗口大小是已发送但还没有收到确认的最大分组数第3章数据链路层54滑动窗口的作用发送方接收方时间

DATA0DATA1DATA2DATA3ACK0ACK1ACK2ACK3DATA4DATA5DATA6DATA7允许最多发送N个未收到ACK的分组，假设N为4第3章数据链路层553.Go-back-N（回退N）协议发送方接收方时间DATA0DATA1DATA2DATA3ACK0ACK1

ACK1,丢弃失序分组DATA4DATA5DATA2DATA3接收方只接收按序到达的分组！(接收窗口为1)×超时重传DATA4DATA5ACK1,丢弃失序分组ACK1,丢弃失序分组累积确认ACKn表示DATAn以及以前的分组都已正确接收第3章数据链路层56Go-back-N（回退N）协议如果发送方发送了前5个分组，而中间的第3个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做Go-back-N（回退N），表示需要再退回来重传已发送过的N个分组。第3章数据链路层57Go-back-N（回退N）协议发送方接收方时间DATA0DATA1DATA2DATA3ACK0ACK1ACK2ACK3DATA4DATA5DATA6DATA7累积确认ACKn表示，DATAn以及以前的分组都已正确接收×超时前收到ACK2,表示分组0,1,2都已正确接收第3章数据链路层584.选择重传SRGBN协议存在一个缺点：一个分组的差错可能引起大量分组的重传，这些分组可能已经被接收方正确接收了，但由于未按序到达而被丢弃。可设法只重传出现差错的分组。但必须加大接收窗口，以便先收下失序到达但仍然处在接收窗口中的哪些分组，等到所缺分组收齐后再一并送交上层。这就是选择重传SR(SelectiveRepeat)协议。第3章数据链路层594.选择重传SR发送方DATA0接收方DATA1ttDATA2DATA3ACK0（交付DATA0）ACK1（交付DATA1）ACK3（缓存DATA3）DATA4DATA5DATA2ACK4（缓存DATA4）ACK5（缓存DATA5）重传超时发送窗口：0~3发送窗口：1~4发送窗口：2~5窗口不变，记录ACK3发送窗口：2~5窗口不变，记录ACK4窗口不变，记录ACK5发送窗口：6~9ACK2（交付DATA2~5）DATA6接收窗口：0~3接收窗口：1~4接收窗口：2~5窗口不变窗口不变窗口不变接收窗口：6~9DATA7DATA8DATA9第3章数据链路层60可靠传输的模型在不可靠的信道上实现可靠的数据传输为上层提供一条可靠的逻辑通道

上层的用户能感觉到底层使用的是停止等待、GBN还是SR协议?

在数据链路层是不是一定要实现可靠传输服务?第3章数据链路层61数据链路层的可靠传输提供可靠传输服务需要付出代价：效率降低，增加复杂性现在，有线通信链路的误码率很低，数据链路层通常无需提供可靠传输服务偶尔出现差错由上层协议（例如，运输层的TCP协议）来完成但无线信道误码率较高，往往还是需要在数据链路层实现可靠传输服务以尽快恢复差错可靠传输62作业1.5-18（1位序号）2.分析5-18的问题，并提出解决办法第18讲路由选择协议RIP63计算机网络原理

第18讲谢钧教授

网络工程教研室第18讲路由选择协议RIP64回顾及问题的引入主机A主机B网1R1R2R4R3目的下一站网1 R2网2 R4…R1的路由表网2如何得到路由表？网3网4网5网6网1,主机B网7网1,主机B

自动计算到达每个网络的最佳路径（路由选择）路由器第4章网络层65静态路由选择和动态路由选择静态路由选择——即非自适应路由选择，其特点是简单和路由器开销较小，但不能及时适应网络状态的变化，只能用于简单的小型网络。动态路由选择——对于复杂多变的大型网络必须采用动态路由选择。动态路由选路能适应网络状态的不断变化，但实现起来较为复杂，路由器的开销也比较大。

要实现动态路由，路由器之间就必须互相交换网络拓扑和状态信息！第4章网络层66动态路由选择的基本方法路由器之间要互相不断交换网络拓扑和状态信息，然后根据这些信息求出到所有目的地的最佳路由路由选择协议要解决的5个问题Best，什么是最佳路由？Who，和谁进行交换信息？What，交换什么信息？When，何时进行交换信息？How，如何计算和更新路由表？课堂讨论题每个路由器开始仅知道与它直接连接的网络，因此路由器知道如何转发到其直接连接的网络的分组，对于不直接连接的网络，有什么办法（不用集中控制）让路由器知道该网络的存在，并能找到一条到该网络“好”的路径？网1网6网5网2网3网4R1R2R3第5章网络层68课堂讨论题将自己想象成一个路由器仅知道直接连接的网络可以和邻居交流如何知道其他网络？如何选择最好的路径？第18讲路由选择协议RIP694.5.2路由信息协议RIP

(RoutingInformationProtocol)经过路由器最少的路由RIP中“距离”的定义：一个路由器到某网络的距离定义为到该网络所经过的路由器数加1。1.RIP协议中的最佳路由第18讲路由选择协议RIP70RIP中距离的定义主机A主机B网1R1R2R4R3网2网3网4网5网6网7路由器R1到网3的距离为1，到网1的距离为2第18讲路由选择协议RIP712.RIP协议的基本思路

网络NR......源目的第18讲路由选择协议RIP722.RIP协议的基本思路

网络NR......

如果一个路由器知道其所有邻居到目的网络的最短距离，则可计算出它到该目的网络的最短距离和下一路由器

相邻结点间互相不断通告到目的网络的目前已知的最短距离，不断计算新的最短距离源目的第18讲路由选择协议RIP733.RIP协议的具体算法每个路由器定期（如每隔30秒）将自己当前知道的到所有目的网络的距离通告给所有相邻路由器。每个路由器根据收到的路由信息计算最短路径并更新自己的路由表。?第18讲路由选择协议RIP74网NdRIP协议路由表的更新XY我到网N的距离为d路由器Y通过X到网N的距离为d+1目的下一站距离N X d+1Y的路由表：第18讲路由选择协议RIP75RIP协议路由表的更新XY网N路由器Y通过X到网N的距离为d+1目的下一站距离N Z bN X d+1(若d+1<b)Y的路由表：Z我到网N的距离为d第18讲路由选择协议RIP76目的下一站距离N X bRIP协议路由表的更新XY网N我到网N的距离为dN X d+1(采用最新信息)该算法被称为：距离向量算法将新路由表发送给他的所有邻居?路由器Y通过X到网N的距离为d+1Y的路由表：第18讲路由选择协议RIP77距离向量算法以Bellman-Ford算法为基础RichardBellman(1920～1984)美国数学家，美国全国科学院院士，动态规划的创始人。1957年他的专著《动态规划》出版后，被迅速译成俄文、日文、德文和法文，对控制理论界和数学界有深远影响。将网络抽象成一个图第4章网络层78将网络抽象成一个图第4章网络层792111522335ABCDEFBellman-Ford：若A到C的最短路径为ADEC，则ADE，和EC也一定分别是A到E和E到C的最短距离。第18讲路由选择协议RIP80R2R1网A网C网B网A1网A2R1说：“我到网

A距离为1”R2说：“我到网

A距离为2”RIP协议交互过程举例R3

的更新路由表为“A,3,R2”

。但R1

不会更改到网A的距离。R3网D网A2第18讲路由选择协议RIP81R2R1网A网C网B网A

网A2R1

说：“我到网A的距离是无穷（表示无法到达）”R2

在收到R1

的更新报文之前，可能会先发送自己的路由信息给R1

。RIP协议交互过程举例?(A,1,-)(A,2,R1)(A,

,-)第18讲路由选择协议RIP82R2R1网A网C网B网A

网A2R1收到R2的更新报文后，误认为可经过R2

到达网A，于是更新自己的路由表，说：“我到网A的距离是3”。然后将此更新信息发送给R2。网A3RIP协议交互过程举例第18讲路由选择协议RIP83RIP协议交互过程举例R2R1网A网C网B网A

网A2R2以后又更新自己的路由表为“A,4,R1”，表明“我到网A距离是4，下一跳经过R1”。网A3网A4?RIP规定当距离为16时表示不可达第18讲路由选择协议RIP84RIP协议交互过程举例R2R1网A网C网B…网A16网A3网A5网A16网A2网A4网A16…这样不断更新下去，直到R1和R2到网A的距离都增大到16时，R1和R2才知道网A是不可达的。这就是好消息传播得快，而坏消息传播得慢。网络出故障的传播时间往往需要较长的时间(例如数分钟)。这是RIP的一个主要缺点。会带来什么样的后果？在算法收敛前会导致错误的路由：路由环路。第18讲路由选择协议RIP854.“坏消息传播得慢”问题R2R1网A网C网B…网A16网A3网A5网A16网A2网A4网A16…水平分割：如果R2到某网络的下一站为R1，则R2不向R1通告它到该网络的距离。有没有办法解决该问题？第18讲路由选择协议RIP864.“坏消息传播得慢”问题R2R1网A网C网B…网A16网A3网A5网A16网A2网A4网A16…能彻底解决该问题吗？第5章网络层874.“坏消息传播得慢”问题R2R1网A网C网BR3网E网F网A16网A2网A3网A4本质原因是每个路由器根据获得的片面信息从而做出了错误的决策！不消除该本质原因不能彻底解决该问题！第18讲路由选择协议RIP88作业1.举例说明“水平分割”不能彻底解决“坏消息传播得慢”问题。2.在交换的路由信息中增加什么全局信息可以用来解决“坏消息传播的慢的问题”？计算机网络

第16讲谢钧教授

网络工程教研中心第5章运输层905.4拥塞控制

当网络中出现太多的分组时，网络的性能开始下降。这种情况称为拥塞(congestion)。如果网络中的负载(load)，即发送到网络中的数据量，超过了网络的容量，即网络中能处理的数据量，那么在网络中就可能发生拥塞。所谓拥塞控制(congestioncontrol)就是防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。第5章运输层915.4.1网络拥塞的危害理想吞吐量为100M不加任何控制吞吐量只能达到60M当分组丢失时,任何用于传输该分组的上游传输能力都被浪费!10M100M100M100M100MADBC

对于可靠数据传输，这些丢失的分组还要再次被重传，情况会进一步恶化！第5章运输层925.4.1网络拥塞的危害情况更糟：不加任何控制吞吐量只能达到约11M10M100M100M10000M100MADBC

当网络出现拥塞时发送方降低发送速率！第5章运输层93拥塞控制所起的作用提供的负载吞吐量理想的拥塞控制实际的拥塞控制0死锁（吞吐量=0）无拥塞控制拥塞轻度拥塞第5章运输层94拥塞控制与流量控制的关系拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。流量控制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点通信量的控制。流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。第5章运输层955.4.2拥塞控制方法端到端的拥塞控制:不能从网络得到明确的反馈从端系统根据观察到的时延和丢包现象推断出拥塞这是TCP所采用的方法网络辅助的拥塞控制:路由器为端系统提供反馈一个bit指示一条链路出现拥塞(例如ATM的拥塞控制机制)第5章运输层96网络辅助的拥塞控制方法网络指示拥塞信息的两条反馈路径经由接收方的网络反馈直接网络反馈主机A主机B第5章运输层975.4.3TCP的拥塞控制机制

1.拥塞窗口发送方维持一个叫做拥塞窗口cwnd(congestionwindow)的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送窗口不能大于拥塞窗口。发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。第5章运输层982.慢启动刚建立连接准备发送数据时不知道网络可用带宽情况，先慢慢发送，再逐步提高发送速率，试探网络可用带宽在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞窗口cwnd=1（一个最大报文段MSS的数值）。在每收到一个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口加1，即增加一个MSS的数值。用这样的方法逐步增大发送端的拥塞窗口cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。发送方接收方发送M1

确认M1cwnd=1…tt发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使cwnd加1。发送方接收方发送M1

确认M1发送M2~M3

确认M2~M3cwnd=1cwnd=2…tt发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使cwnd加1。发送方接收方发送M1

确认M1发送M2~M3

确认M2~M3发送M4~M7

确认M4~M7cwnd=1cwnd=2cwnd=4…tt发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使cwnd加1。发送方接收方发送M1

确认M1发送M2~M3

确认M2~M3发送M4~M7

确认M4~M7cwnd=1cwnd=2cwnd=4发送M8~M15cwnd=8…tt发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使cwnd加1。发送方接收方发送M1

确认M1发送M2~M3

确认M2~M3发送M4~M7

确认M4~M7cwnd=1cwnd=2cwnd=4发送M8~M15cwnd=8…tt发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使cwnd加1。轮次1轮次2轮次3第5章运输层104传输轮次(transmissionround)例如，拥塞窗口cwnd=4，这时一个传输轮次的时间就是发送方连续发送4个报文段，并收到这4个报文段的确认，总共经历的时间。在运输层，往返时间往往远大于报文段的发送时延，因此一个传输轮次所经历的时间大约是一个往返时间RTT。使用慢启动算法后，每经过一个传输轮次，拥塞窗口cwnd就加倍。注意：虽然初始拥塞窗口很小，但随时间以指数方式增长。第5章运输层105当网络出现拥塞时随着拥塞窗口cwnd增大，发送方的发送速率会超过网络可用带宽，导致分组丢失（超时），即出现网络拥塞。为是网络迅速从拥塞状态恢复到正常，发送方把拥塞窗口cwnd重新设置为1，又执行慢启动算法。这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。第5章运输层1063.拥塞避免由于慢启动窗口增长很快，为避免很快又导致网络拥塞，在接近上次发生拥塞的地方就放慢窗口的增长速度，进入拥塞避免阶段当发生拥塞时，将当时的拥塞窗口的一半（但不能小于2）设置为从慢启动到拥塞避免的门限：ssthresh当cwnd<ssthresh时，使用慢启动算法。当cwnd>ssthresh时，停止使用慢启动算法而改用拥塞避免算法，即使拥塞窗口cwnd按线性规律缓慢增长，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是加倍。第5章运输层107当网络出现拥塞时无论在慢启动阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是没有按时收到确认），就要把慢启动门限ssthresh设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把拥塞窗口cwnd重新设置为1，执行慢启动算法。2216慢启动和拥塞避免算法的实现举例当TCP连接进行初始化时，将拥塞窗口置为1。假设慢启动门限的初始值设置为16个报文段，即ssthresh=16。“乘法减小”24681012141618200048122024拥塞窗口cwnd新的ssthresh值网络拥塞指数规律增长ssthresh的初始值慢启动慢启动慢启动拥塞避免“加法增大”拥塞避免“加法增大”传输轮次慢启动和拥塞避免算法的实现举例发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口cwnd和接收端窗口rwnd中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，因此现在发送窗