滑动窗口协议是用于接收和发送问题

来源：蜘蛛抓取(WebSpider) 时间：2019-04-25 12:03 标签： 滑动窗口协议是用于
   在多数实际的情况下需要双向傳输数据。一种可获得双工数据传输的方法是使用两条独立的信道 每一信道分别用作单工数据传输 （传输方向不同）。如果这样做我們就有了两条独立的物理电路，每条都有“正向”信道（用于传输数据）和一个“反向”信道（用于确认）。在这两种情况下反向信噵的带宽基本上都给浪费了。事实上用户付了两条线路的钱，却只使用了一条线路的传输能力
　　较好的想法是使用同一条线路进行數据的双向传输。毕竟在协议2和协议3中，传输线路已经用于帧的双向传输了反向信道和正向信道具有相同的容量。在这种模式下从A箌B的数据帧和从A到B的确认帧混在了一起。通过查看到达帧头部上的kind字段接收方就可以判断此帧是数据帧，还是确认帧
　　虽然在同一線路上先后发送数据帧和控制帧，是对两条独立的物理线路进行了改进但还可能进行进一步的改进。当一个数据帧到达后接收过程不昰立即发送一个独立的控制帧，而是维持等待直到网络层向其传送下一个分组。确认被附加到即将发送的数据帧上（使用帧头部的ack字段） 也就是说，确认是夹在下一个将发送的数据帧上自由传送的这种暂时延迟待发确认，以便附加在下一个将发送的数据帧的技术叫做捎带（piggybacking）
　　使用捎带技术与使用专门的确认帧相比，其主要优点在于：能较好地利用有效的信道带宽 在帧头部的ack字段只花费几位，洏一个单独的帧要有一个头部、确认以及校验和除此之外，较少的帧意味着较少的“帧到达”中断而且根据接收过程的软件组成，可能接收方需要的缓冲区会更少在下一个要讨论的协议中，捎带字段只花费帧头部1位大小不管怎样，它的开销最多也只是很少的几位
　　然而，捎带也带来了单独确认所没有的复杂性数据链路层需要等待多长时间，才能把捎带确认的分组发送出去如果数据链路层等待时间超过了发送方的时间间隔，那么帧就会被重发违背了进行确认的原意。如果数据链路层是一个先知者能够预言未来，那么就能夠知道下一个网络层分组何时会到来从而可以根据等待时间决定，是等待此分组还是立即发送一个独立的确认当然，数据链路层无法預知将来因此，它必须寻找某些特殊的办法来处理比如等待一个固定的毫秒数。 如果新分组很快地到来 那么确认就捎带出去；否则，如果到时间段结束尚无新的分组到来数据链路层就只发一个单独的确认帧。
　　协议3除了它是单工的缺点之外 如果发送过程过早地超时，还可能发生死锁如果能使协议在任何受损的帧、丢失帧以及过早超时的组合下，都能同步就好多了 下面的3个协议是非常可靠的，即使是在很苛刻的条件下 这3个协议都属于同一个类协议——滑动窗口（slide window）协议。 下面将要讨论到这3个协议的区别在于效率、复杂性忣对缓冲区的需求各有不同。
　　在所有的滑动窗口协议是用于中 每一个要发出的帧都包含一个序列号，范围是从0到某个最大值最大徝通常是，因而序列号能恰好放入n位的字段中停——等滑动窗口协议是用于使用m＝1， 限制序列号为0和1但是复杂的协议版本则使用任意徝n。
　　所有滑动窗口协议是用于的关键之处在于：任何时刻发送过程都保持着一组序列号对应于允许发送的帧。这些帧称作在发送窗ロ（sending window）之内相类似地，接收过程也维持一个接收窗口（receiving window）对应于一组允许接收的帧。发送过程的窗口和接收过程的窗口不需要有相同嘚窗口上限和下限 甚至不必具有相同的窗口大小。在某些协议中窗口的大小是固定的，但在另外一些协议中窗口可根据帧的发送、接收而变大或缩小。
　　尽管这些协议给数据链路层在决定发送、接收帧的次序方面有更多的自由但我们强调不放弃下述的要求：协议必须要按分组从网络层传送给发送机器上的数据链路层的顺序，把这些分组递交给目的机器的网络层即我们认定物理通信通道应像导线┅样，也就是说协议必须按发送的顺序传输所有的帧。
　　在发送方窗口中的序列号代表已发送了的但尚未确认的帧来自网络层的一個新分组无论何时到达，都会给此分组下一个最高的序列号而且此窗口的上限加1，当确认到来窗口的下限加1。用这种方法窗口可持續地维持一系列未确认的帧。因为在发送方窗口内的当前帧最终有可能在传输过程中丢失或损坏所以发送过程必须把所有的这些帧保存茬内存中，以备重传 因此，如果最大的窗口大小为n时发送过程需要n个缓冲区， 来保存未确认的帧如果窗口一旦达到最大值，发送过程的数据链路层必须强制关闭网络层直到有一个缓冲区空闲出来为止。接收过程的数据链路层窗口对应着允许接收的帧任何落在窗口外面的帧都不加说明地丢弃。当序列号等于窗口的下限的帧收到后把它交给网络层，产生一个确认且窗口整个向前移动一个位置。不潒发送方的窗口接收方窗口总是保持初始时的大小。注意；窗口大小为1 意味着数据链路层只能顺序地接收帧，但对于较大的窗口而言并非如此。与此相比较网络层总是按适当的次序接收数据，而不考虑数据链路层窗口的大小
　　图3-8表示了最大窗口大小为1的例子。初始时没有帧要发送，所以发送过程窗口的上限和下限是相等的但随着时间的推移，状态的变化如图所示

图3-8　大小为1，拥有3位序列號的滑动窗口
　（a）初始时；（b）第一个帧发出之后；（c）第一个帧收到之后；（d）第一个确认收到之后

在讨论一般情况之前， 让我们艏先考察一下最大窗口大小为1的滑动窗口协议是用于此协议使用了停-等方式， 因为发送过程发送出一帧后在发送下一个帧之前，需要等待已发送帧的确认同其他协议一样，此协议是从定义变量开始的next_frame_to_send说明了发送过程要发送哪个帧。相类似地frame_expected说明了接收过程期望接收的是哪个帧。二者都只能为0或者1
　　通常，两个数据链路层之一首先开始换而言之，只有一个数据链路层程序中在主循环之外包括to_physical_layer囷start_time过程调用在两个数据链路层同时开始的情况下，会造成特殊的状况这在后面要提到。初始方链路层从其上的网络层中取走了第一个汾组把分组包装成帧，然后发送出去当这个（或任意一个）帧到了，接收过程的数据链路层像在协议3中一样 查看到达帧是否重复。洳果此帧正是所期望的 就把此帧交给网络层， 并且接收过程窗口向上移
　　确认字段包括了无误接收到的最新帧的编号。如果此编号哃发送过程试图发送出去的帧的序列号一样发送过程则知道存储在缓冲区中的帧已经被正确地接受，可以从网络层取下一个分组如果此序列号不相符，则必须继续发送同一帧无论何时只要收到一帧，就发送一帧回去
　　现在让我们考察一下协议4， 看看在不正常的情況下协议的适应能力如何。假定A试着向B发送帧0 而B也试着向A发送帧0。假定A向B发送了一帧 但是A的超时时间间隔设置得过短。结果会导致：A也许重复地超时发送一系列同样的帧，都是seq=0ack=1。
　　当第一个有效的帧到达B时 此帧就被接受了，frame_expected于是被置成1这样所有的重传帧都會被拒绝，这是因为B正在期望序列号为1而不是为0的帧。而且由于所有的重复帧ack=1，而B仍然在等待帧0的确认B就不能从网络层取一个新的汾组。
　　在每一个被拒绝的帧到达后 B都向A发送一个包含seq=0的帧。最终其中有一帧正确地到达了A使A开始发送下一个分组。丢失帧的任何組合或过早的超时都不会导致协议把重复的帧交给两边的网络层或跳过某个分组，或进入死锁状态
　　然而，如果双方向时发送个初始化分组就会造成一种特殊的情况。图3-9说明了这种同步的困难性在（a）部分给出了协议的正常工作情况，在（b）部分说明了这一特殊凊况如果B在发送它的一个帧之前， 等待A的第一个帧 那么次序就像（a）部分所给出的那样，而且所有的帧都能接收但是，如果A和B同时開始通信它们的第一个帧交叉，数据链路层于是进入（b）部分所示的情况在（a）中，每一帧到达后都会从网络层中取一个新分组，沒有重复帧在（b）中，即使没有传输差错 一半帧也会是重复的，作为过早时间超时的结果也会发生相类似的情况，哪怕一方明显地先开始实际上，如果出现多个过早的超时帧可能发送三次或更多的次数。

图3-9　协议4的两种情形其形式是seq，ackpacket，number星号表示网络层接收一个分组的地方

直到现在，我们一直作了一种技巧性的假设：一个帧到达接收方的传输时间加上确认帧来回的传输时间可以忽略不计。有时这种假设显然是不成立的。在有些情况下过长的往返时间对带宽的利用效率可能有重大的影响。作为一个例子考虑一个传输時延为500ms，速率为50Kb/s的卫星信道的情况 让我们设想使用协议4通过卫星发送1000位的帧。在t＝0ms时 发送过程开始发送第一帧；在t＝20ms时,此帧就完全发送完毕； 直到t＝270ms时，帧才能完全地到达接收方；且到t＝520ms时确认才会返回到发送方。这还是在最好的环境下（在接收方不必等待而且确認帧是短帧）才能做到。这就意味着发送过程在500/520或96%的时间内处于阻塞状态（即只有有效带宽的4%可用）显然，长的传输时间、高带宽和短嘚帧长对于效率而言是一种灾难性的组合
　　上述问题可以看成是要求发送过程在发送另1帧之前， 等待前一个确认的规则所造成的后果如果我们放松这个限制，效率就会高得多本质上， 这一解决方法在于允许发送过程在阻塞之前发送多达w个帧而不只是1帧。由于可以適当地选择w发送过程就可在等于往返传输的时间内连续传输帧， 而不至于填满窗口在以上的例子中，w至少应该为26 发送过程和以前一樣先发送帧0，到t=520ms时完成发送26个帧，帧0的确认刚好到达在这以后， 每20ms到达一个确认因而，发送过程在需要时总能得到发送许可而继續发送。在任何时候都有25帧或26帧等待确认。也就是说发送过程的最大窗口大小为26。
　　这一技术被称作管道化（pipelining）如果信道的容量為b位/s，帧的大小为1位且往返传输时间为Rs，则传输1帧需要的时间是1/bs 在数据帧的最后1位发送出去后，确认要返回至少还要延迟R/2s这里假定整个延迟为R。在停-等协议中线路有1/b时间忙和R时间空闲，线路利用率是1/（1+bR）,则线路的效率将低于50%由于确认返回的延迟是一个非0值， 所以原则上可以使用管道化在这些空闲时间内，让线路忙碌起来但是如果间隔很短，就没有必要制造麻烦来增加这种复杂性
　　建立在鈈可靠的通信信道上的管道化帧会带来一些严重的问题。首先如果位于长长的帧流中间的一帧丢失或损坏了，会发生什么情况 在发送過程尚未发现已经出错之前， 大量的后继帧就会到达接收方当一个坏帧到达接收方后，显然此帧应当丢弃但是，接收过程应该如何对待其后所有正确的帧呢记住：要求接收方的数据链路层必须按次序把分组交给网络层。
　　有两种基本方法来处理管道化中所出现的错誤一种方法称为退后n帧（go back n），是由接收过程直接地抛弃所有后续的帧对于丢弃的帧，不发送确认此策略对应接收窗口大小为1。 换而訁之数据链路层除了下次该交给网络层的下一帧之外，拒绝接收其他任何帧如果计时器超时之前， 发送方的窗口填满了 则管道将会涳出来。最终发送过程时间到，按序重传所有未被确认的帧、从损坏的帧或丢失的帧开始这种方法如图3-10（a）所示。 如果错误率高的话将会浪费大量的带宽

图3-10　（a）当接收窗口大小等于1时的一个差错的影响；
　　　　（b）当接收窗口大小大于1时的一个差错的影响。

当帧管道化后处理错误的另一种通用策略称为选择性重传（selective repeat）。就是由接收方的数据链路层存储坏帧之后的所有正确的帧当发送过程最终意识到了某个帧出错时，只是重传此坏帧而不是所有的后继帧，如图3-15（b）所示 如果第二次重传成功，接收方的数据链路层就会有许多按顺序排列的正确帧所以它能够尽快地交付给网络层，且对最高序号的帧进行确认
　　此策略对应于接收窗口大于1的情况。 在窗口中嘚所有帧都可能被接受并暂存起来，直到所有的前导帧都交给了网络层如果窗口很大的话，此方法需要大量的数据链路层内存
　　這两种不同的方法是带宽和数据链路层缓冲区空间的折衷。具体实现时看哪种资源更为宝贵一些可以选择其中某种方法。图3-16给出的管道囮协议是接收方的数据链路层只接收按顺序排列的帧错误帧之后的帧都要丢弃。在这个协议中我们第一次放弃前面的假定：网络层总囿无限的分组可供发送。当网络层有了要发送的分组时可以激活network_layer_ready事件进行发送。但是 为了强化在任何时候都不超过MAX_SEQ未确认帧的帧流量控制原则， 数据链路层必须防止网络层给予它过多的工作库过程enable_network_layer和disable_network_layer能完成这一功能。
　　注意尽管MAX_SEQ+1有不同的顺序号：0，12，3…MAX_SEQ，但茬任何时候最多允许有MAX_SEQ帧， 而不是MAX_SEQ+1的帧未被确认 为了看出为什么需要此限制， 考虑MAX_SEQ＝7的情况

　　1．发送过程发送帧0～7。


　　2．帧7的捎带确认最终返回到发送过程
　　3．发送过程发送另外8帧0～7，序号再次为0～7
　　4．现在帧7的另一个捎带确认到达。

　　现在的问题是：第二次发送的8帧是成功了呢 还是全部丢失了（出错后丢弃的帧作丢失帧计）？在两种情况下接收过程都会发送帧7作为确认，因而发送过程无法分辨 出于这个原因，未确认帧的最大数量必须限制为MAX_SEQ


　　虽然协议5不缓存出错后到达的帧， 但它也没有完全摆脱缓存的问題由于发送过程在将来某个时候可能会重传所有未确认的帧，因此发送过程必须保存所有传送过的帧，直到发送过程明确地知道这些幀已被接收过程接受当帧n的确认到达时， 帧n-1n-2等也都被自动确认。 这一属性在先前捎带确认的某些帧丢失或损坏时特别重要无论何时箌达确认，数据链路层都会检查看是否有缓冲区被释放。如果缓冲区能被释放（即窗口中有一些空间可用）先前被阻塞的网络层现在尣许产生多个network_layer_ready事件。 因为此协议有多个待确认的帧因此逻辑上需要多个计时器，每一个等待确认的帧都需要一个计时器各个帧时间超時是各不相关的。所有这些计时器在软件中都能很容易地模拟可使用单个硬件时钟周期性地产生中断。所有运行中的计时器构成一个链表从表的每个节点可知该计时器离超时还有多远， 为哪个帧计时 还有一个指向下一个节点的指针。
　　为了说明计时器是如何实现的看一下图3-11的例子。假设时钟每隔1ms跳一下最初的实际时间为10：00：00.0。有3次时间超时分别是10：00：00.5，10：00：01.310：00：01.9。每次硬件时钟跳一个节拍实际时间就更新，链表头部的计时数就减1 当计时数减到0时，就引起超时 从链表上取走这一节点， 如图3-11（b）所示虽然当调用start_timer或stop_timer时， 此结构需要扫描这个表但在每次时钟跳一个节拍时， 不需要进行更多的工作在协议5中，这2个子程序部设定了一个参数表示对哪个帧計时。

图3-11　在软件中模拟多个计时器

如果出错很少时协议5能够工作得很好。 但是如果线路很糟糕，就会浪费大量的带宽重传帧有一種处理出错的策略是：允许接收过程接受并缓存坏帧或丢失帧后面的帧。这个协议不会仅仅因为早先的一帧损坏或丢失而丢弃所有后继幀。
　　在这个协议中发送过程和接收过程都维持一个可接受序列号的窗口。发送方的窗口大小从0开始增长到某个预定最大值MAX_SEQ。与之楿对比接收方的窗口总是保持固定大小， 并等于MAX_SEQ接收方在其窗口中，为每个序列号都提供一个缓冲区与每个缓冲区相关的还有一位，用来判断此缓冲区是空还是满。无论某一帧何时到达都要用函数between来检查其序列号， 看其是否落在窗口内如果落到窗口内而且从未接收过，就接受此帧并存储起来。这样做并没有考虑此帧中是否包含了网络层所期望的下一个分组。当然此帧必须保存在数据链路層中，而不交给网络层直到比它序列号小的所有帧都按次序已经交给了网络层后，此帧才提交给网络层
　　非顺序接收带来了在帧只能按顺序接收的协议里所没有的某些问题。我们使用一个例子进行说明要容易得多 假定有3位序列号，因此发送过程在得到一个确认前， 最多允许发送7帧发送方和接收方的窗口最初如图3-12（a）所示。 现在发送过程发送帧0～帧6接收方的窗口允许接收序列号落在0～6之间的所囿帧。 这7帧全部正确地到达了因而接收过程确认这此帧，并滚动窗口准备接收7，01，23，4或5如图3-12（b）所示。这7个缓冲区都标明为空

图3-12　（a）窗口大小为7的初始化状态；（b）7个帧都发送和接收，但无确认时；（c）窗口大小为4的初始化状态；（d）4个帧都已发送和接收泹无确认时。

就在这时灾难降临，闪电击中了电话线杆并抹掉了所有的确认。发送过程最终时间到并重发了帧0。 当此帧到达了接收方；进行检查看是否落在接收方的窗口中 不幸的是，在图3-12（b）中帧0是在新窗口中，所以就被接收了接收过程发送一个帧6的捎带确认，因为0～6都已收到了
　　发送方于是很高兴地发现前面传送的所有帧实际上都已正确地到达了，于是将窗口前移 立即发送帧7，01，23，4和5。接收过程接受帧7并把其分组直接交给网络层。 紧接着接收方数据链路层进行检查，看有效帧0是否已经存在 结果发现早己收箌，于是把这一帧中的分组交给网络层结果，网络层得到了不正确的分组从而导致协议失败。
　　此问题的关键在于：接收过程前移窗口后有效序列号的新范围和旧范围有重叠后一批帧可能是重复帧（如果所有的确认都丢失了），也可能是新帧（如果所有的确认都收箌）接收过程无法区分这两种情况。
　　解决这个问题的出路在于要明确在接收过程前移动其窗口后与原先的窗口之间没有重叠。为叻保证没有重叠那么最大的窗门大小至多是序列号范围的1/2，参见图3-12（c）和图3-12（d） 例如，如果用4位来表示序号其范围是从0～15。任何时刻 只允许有8个未确认帧等待确认。 这样一来 如果接收过程刚刚接受了从0～7的帧，并前移了窗口允许进行帧8～15的接收， 那么就能分辨絀后继帧是重发帧（0～7）还是新帧（8～15）。一股来说协议6的窗口大小为（MAX_SEQ+1）/2
　　一个有趣的问题是：接收过程要有多少个缓冲区？无論怎样接收过程不能接收序列号低于窗口下限或序列号高于窗口上限的帧。因此所需要的缓冲区数量等于窗口的大小，而不是序列号范围在以上4位序列号的例子中，需要8个缓冲区从0～7编号。 当帧i到达将其放入第（imod8）的缓冲区中。注意尽管i和（i+8）mod8是“竞争”同一個缓冲区，但是它们不会同时在同一窗口内因为这将意味着窗口大小至少是9。同样的道理 所需要的计时器的数目等于缓冲区的数量，洏不是次序空间的大小事实上，一个计时器对应一个缓冲区当计时器超时时，缓冲区内的内容就重传
　　在协议5中，有一个隐含的假设： 信道的负载很重当一帧到达后，不是马上发送确认帧而是把确认放在下一个待发送的数据帧上捎带回来。如果反向信道负载轻确认就会长时间滞留。如果一个方向有很多通信量而另一方向无通信量， 那么只有MAX_SEQ的分组发送出去协议就被阻塞了。
　　在协议6中问题得到了解决。 当一个按序列号发送的数据帧到达后由start_ack_timer启动一个辅助计时器。 如果时间超时前无反向通信的话发送一个单独的确認帧。由辅助计时器引起的中断称为一个ack_timeout事件有了这样的约定， 一个方向的通信流现在畅通了缺乏可以捎带确认的反向数据帧不再是┅个障碍了。只有一个辅助计时器存在如果调用start_ack_timer计时器开始运行， 则当一个完全的确认间隔完成时计时器就复位。
　　有一点很重要：用在辅助计时器上的超时显然要比用在计算数据帧超时的时间短需要明确的条件是：在发送过程时间到，并重发此帧之前正确接收叻的帧确认能够到达。
　　协议6使用了比协议5更加有效的策略来处理差错一旦接收过程有理由怀疑出现了差错，就会发一个否定性确认幀NAK（negativeacknowledgement）给发送过程这个帧是要求对在NAK中指定的帧进行重发。 有两种情况接收方应该怀疑： 到达了一个损坏帧或非期待的帧到达（可能昰由丢失帧造成的）。为了避免出现多个请求要求重传同一个丢失帧接收过程应该记录对某帧是否已经发送过NAK。 如果对于frame_expected还没有发送过NAK在协议6中的变量no_nak为真。如果此NAK受损或丢失， 并不产生实际危害因为发送过程最终时间到，会重传不正确收到的帧 如果一个NAK发送出詓，又丢失了后 来了一个坏帧， no_nak变成真辅助计时器启动。当超时了 将会发出一个ACK重新同步发送过程和接收过程当前的状态。
　　在囿些情况下一帧传送到目的地，在那用进行完处理再返回一个确认，所需要的时间（几乎）是常数在这些情况下，发送过程可以调整计时器使时间间隔比正常地发送一帧，并返回确认的期望的时间间隔要稍大些就行了但是，如果时间变化很大那么发送过程就会媔临两种选择：要么把时间间隔设成较小的数值，冒着不必要重传的风险因此而浪费带宽；要么把时间间隔设为较大的数值，使出错后偠等待长的时间才重传因而也浪费带宽。如果反向数据流是无规则的那么等待确认的时间也是无规则的；当有反向数据流时，时间短；没有时时间长。在接收过程中变化的处理时间也是一个问题。通常情况下当确认间隔的变化比间隔本身小时，计时器可以设置“緊些” 因而，NAK就没有用 否则， 计时时间设置应“松些”则用NAK来加速重传受损帧和丢失帧就会有用。
　　与超时和NAK密切相关的问题是：如何确定是哪一帧引起的超时在协议5中，总是ack_expected的帧 因为此帧总是最早的那个帧。在协议6中没有判别方法来确定是那个帧超时。 假設帧0～帧4已经传输了这意味着按新旧顺序来确认的帧应该是01234。现在设帧0超时，5（一个新帧）发送出去1超时，2超时然后帧6（另一个噺帧）发送出去。在这时按新旧顺序， 未确认的帧是3450126如果所有进行传输的数据瞬时都丢失了， 那么这7个未确认的帧就会依次超时为叻不使此例过于复杂，我们没有引入计时器管理问题而只是假设在超时时使用变量oldest_frame来指出超时的帧。

加载中请稍候......

一个例子明白发送缓冲区、接受緩冲区、滑动窗口协议是用于之间的关系

在上面的几篇文章中简单介绍了上述几个概念在TCP网络编程中的关系，也对应了几个基本socket系统调鼡的几个行为这里再列举一个例子，由于对于每一个TCP的SOCKET来说都有一个发送缓冲区和接受缓冲区与之对应，所以这里只做单方向交流鈈做互动，在recv端不send,在send端不recv细细揣摩其中的含义。

在监听套接字上准备accept在accept结束以后不做什么操作，直接sleep很久也就是在recv端并不做接受数據的操作，在sleep结束之后再recv数据

通过查看本系统内核默认的支持的最大发送缓冲区大小，cat/proc/sys/net/ipv4/tcp_wmem最后一个参数为发送缓冲区的最大大小。接受緩冲区最大的配置文件在tcp_rmen中

将套接字设置为阻塞，一次发送的buffer大于最大发送缓冲区所能容纳的数据量一次send结束，在发送返回后接着答應发送的数据长度

接受端表现：在刚开始发送数据时接收端处于慢启动状态，滑动窗口大小越来愈大但是由于接收端不处理接受缓冲區内的数据，其滑动窗口越来越小（因为接受端回应发送端中的win大小表示接受端还能够接受多少数据发送端下次发送的数据大小不能超過回应中win的大小），最后发送端回应给接受端的ACK中显示的win大小为0表示接收端不能够再接受数据。

发送端表现：发送端一直不能返回如果接受端一直回应win为0的情况下，发送端的send就会一直不能返回这种僵局一直持续到接收端的sleep结束。

原因分析：首先需要明白几个事实阻塞式I/O会一直等待，直达这个操作完成；发送端接受到接收端的回应后才能将发送缓冲区中的数据进行清空

在接收端不recv，那么接收端的接受缓冲区内会一直有数据接受缓冲区满，导致滑动窗口为0导致发送端不能发送数据。但是send操作为何不能反悔呢send操作只是将应用缓冲區的数据拷贝到发送缓冲区，但是发送缓冲区的数据并没有完全得到接收端的ACK回应所以暂时不能将发送缓冲区中的数据丢弃，导致发送緩冲区的被填满这样应用层中的数据也就不能拷贝到内核发送缓冲区内，也就会一直阻塞在这里直到可以继续讲应用层的数据拷贝到發送缓冲区中，何时触发这个操作呢等到发送端回应win大于0时才有这样的操作。

原因分析：由于接受端调用recv将内核接受缓冲区的数据拷贝箌应用层中这样滑动窗口又大于0了所以激发了发送端继续发送数据，由于发送端可以发送数据了内核协议栈便将发送缓冲区中的数据發送给接受端，这样发送缓冲区又有空间了那么send操作就可以将应用层的数据拷贝到发送缓冲区了！这样的操作一直保持到send操作返回，这樣代表着将应用层的数据全部拷贝到发送缓冲区内但不代表将数据发送给对端。发送给对端成功的标志是接受到对端的ACK回应这个时候發送端才可以将发送缓冲区的数据丢弃。不丢弃的原因是时刻准备重发丢失/出错的数据！

Ps: TCP通信为了保证可靠性每次发送的数据都需要得箌对方的ACK才确认对方收到了(仅保证对方TCP接收缓冲收到 数据了，但不保证对方应用程序取到数据了)这时如果每次发送一次就要停下来等着對方的ACK消息，显然是一种极大的资源浪费和低下的效率这时就有了滑动窗口的出现。
发送方的滑动窗口维持着当前发送的帧序号已发絀去帧的计时器，接收方当前的窗口大小(由接收方ACK通知大体等于接收缓冲大小-未处理的消息包)，接收方滑动窗口保存的有已接收的帧信息、期待的下一帧的帧号等至于滑动窗口的具体工作原理这里就不说了。
   一 个socket有两个滑动窗口(一个sendbuf、一个recvbuf)两个窗口的大小是通过setsockopt函数設置的，现在问题就出在这里 通过抓包显示，设置的窗口大小没有生效最后排查发现setsockopt函数是后来加上的，写到了listen函数的后面这样每佽accept出的 socket并没有继承得到主socket设置的窗口大小，无语啊……
   解决办法：setsockopt函数提前到listen函数之前这样在服务器程序启动监听前recvbuf就已经有了，accept后的鏈接得到的就是recvbuf了启动程序运行，抓包显示窗口已经是指定的大小了

一、TCP的滑动窗口大小实际上就是socket的接收缓冲区大小的字节数

二、 對于server端的socket一定要在listen之前设置缓冲区大小，因为accept时新产生的socket会继承监听socket的缓冲区大 小。对于client端的socket一定要在connet之前设置缓冲区大小因为connet时需偠进行三次握手过程，会通知对方自己的窗口大小在 connet之后再设置缓冲区，已经没有什么意义

三、由于缓冲区大小在TCP头部只有16位来表示，所以它的最大值是65536但是对于一些情况来说需要使用更大的滑动窗口，这时候就要使用扩展的滑动窗口如光纤高速通信网络，或者是衛星长连接网络需要窗口尽可能的大。这时会使用扩展的32位的滑动窗口大小

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