流量控制：讓傳送方的傳送速率不要太快，要讓接收方來得及接收。
注意：傳送方的傳送視窗不能超過接收方給出的接收視窗的數值。
tcp的視窗單位是位元組，不是報文段。
如圖所示，說明了利用可變視窗大小進行流量控制。設主機a向主機b傳送資料。雙方確定的視窗值是400.再設每乙個報文段為100位元組長，序號的初始值為seq=1。
接收方的主機b進行了三次流量控制。第一次把視窗設定為rwind=300，第二次減小到rwind=100最後減到rwind=0，即不允許傳送方再傳送過資料了。這種使傳送方暫停傳送的狀態將持續到主機b重新發出乙個新的視窗值為止。
假如，b向a傳送了零視窗的報文段後不久，b的接收快取又有了一些儲存空間。於是b向a傳送了rwind=400的報文段，然而這個報文段在傳送中丟失了。a一直等待收到b傳送的非零視窗的通知，而b也一直等待a傳送的資料。這樣就死鎖了。為了解決這種死鎖狀態，tcp為每個連線設有乙個持續計時器。只要tcp連線的一方收到對方的零視窗通知，就啟動持續計時器，若持續計時器設定的時間到期，就傳送乙個零視窗探測報文段（僅攜帶1位元組的資料），而對方就在確認這個探測報文段時給出了現在的視窗值。
必須考慮傳輸效率:
如何控制tcp傳送報文段的時機？
nagle演算法的基本定義是任意時刻，最多只能有乙個未被確認的小段。 所謂「小段」，指的是小於mss尺寸的資料塊，所謂「未被確認」，是指乙個資料塊傳送出去後，沒有收到對方傳送的ack確認該資料已收到。
nagle演算法的規則：
（1）如果包長度達到mss，則允許傳送；
（2）如果該包含有fin，則允許傳送；
（3）設定了tcp_nodelay選項，則允許傳送；
（4）未設定tcp_cork選項時，若所有發出去的小資料報（包長度小於mss）均被確認，則允許傳送；
（5）上述條件都未滿足，但發生了超時（一般為200ms），則立即傳送。
糊塗視窗綜合症：
糊塗視窗綜合症是指當傳送端應用程序產生資料很慢、或接收端應用程序處理接收緩衝區資料很慢，或二者兼而有之；就會使應用程序間傳送的報文段很小，特別是有效載荷很小； 極端情況下，有效載荷可能只有1個位元組；傳輸開銷有40位元組(20位元組的ip頭+20位元組的tcp頭) 這種現象。
如果傳送端為產生資料很慢的應用程式服務(典型的有telnet應用)，例如，一次產生乙個位元組。這個應用程式一次將乙個位元組的資料寫入傳送端的tcp的快取。如果傳送端的tcp沒有特定的指令，它就產生只包括乙個位元組資料的報文段。結果有很多41位元組的ip資料報就在互連網中傳來傳去。
解決的方法是防止傳送端的tcp逐個位元組地傳送資料。必須強迫傳送端的tcp收集資料，然後用乙個更大的資料塊來傳送。傳送端的tcp要等待多長時間呢？如果它等待過長，它就會使整個的過程產生較長的時延。如果它的等待時間不夠長，它就可能傳送較小的報文段。nagle找到了乙個很好的解決方法，發明了nagle演算法。
接收端的tcp可能產生糊塗視窗綜合症，如果它為消耗資料很慢的應用程式服務，例如，一次消耗乙個位元組。假定傳送應用程式產生了1000位元組的資料塊，但接收應用程式每次只吸收1位元組的資料。再假定接收端的tcp的輸入快取為4000位元組。傳送端先傳送第乙個4000位元組的資料。接收端將它儲存在其快取中。現在快取滿了。它通知視窗大小為零，這表示傳送端必須停止傳送資料。接收應用程式從接收端的tcp的輸入快取中讀取第乙個位元組的資料。在入快取中現在有了1位元組的空間。接收端的tcp宣布其視窗大小為1位元組，這表示正渴望等待傳送資料的傳送端的tcp會把這個宣布當作乙個好訊息，並傳送只包括乙個位元組資料的報文段。這樣的過程一直繼續下去。乙個位元組的資料被消耗掉，然後傳送只包含乙個位元組資料的報文段。
對於這種糊塗視窗綜合症，即應用程式消耗資料比到達的慢，有兩種建議的解決方法。
1.clark解決方法
clark解決方法是只要有資料到達就傳送確認，但宣布的視窗大小為零，直到或者快取空間已能放入具有最大長度的報文段，或者快取空間的一半已經空了。
2.延遲確認
這表示當乙個報文段到達時並不立即傳送確認。接收端在確認收到的報文段之前一直等待，直到入快取有足夠的空間為止。延遲的確認防止了傳送端的tcp滑動其視窗。當傳送端的tcp傳送完其資料後，它就停下來了。這樣就防止了這種症狀。遲延的確認還有另乙個優點：它減少了通訊量。接收端不需要確認每乙個報文段。但它也有乙個缺點，就是遲延的確認有可能迫使傳送端重傳其未被確認的報文段。可以用協議來平衡這個優點和缺點，例如現在定義了確認的延遲不能超過500毫秒。
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