（十五）非常全面的TCPIP面试宝典-进入大厂必备总结

专栏其他文章

 

理论篇：

（一）深入浅出TCPIP之理解TCP报文格式和交互流程

  (二）深入浅出TCPIP之再识TCP，理解TCP三次握手（上）

  (三）深入浅出TCPIP之再识TCP，理解TCP四次挥手（上）

  (四）深入浅出TCPIP之TCP三次握手和四次挥手（下）的抓包分析

  (五）深入浅出TCPIP之TCP流量控制

  (六）深入浅出TCPIP之TCP拥塞控制

  (七）深入浅出TCPIP之深入浅出TCPIP之TCP重传机制

 (八）深入浅出TCPIP之TCP长连接与短连接详解

 (九）深入浅出TCPIP之网络同步异步

 (十）深入浅出TCPIP之网络阻塞和非阻塞

（十一）深入浅出TCPIP之TCP粘包问题

  (十二）深入浅出TCPIP之Nagle算法

  (十三) 深入浅出TCPIP之TCP套接字参数

  (十四）深入浅出TCPIP之初识UDP理解报文格式和交互流程

  (十五）非常全面的TCPIP面试宝典-进入大厂必备总结

 (十六)深入浅出TCPIP之Hello CDN

 ....

（二十）深入浅出TCPIP之epoll的一些思考

实践篇：

   深入浅出TCPIP之实战篇—用c++开发一个http服务器（二十一）

其他实践篇+游戏开发中的网络问题疑难杂症解读 正在完善。。。

 

TCP 作为传输层的协议，是一个IT工程师素养的体现，也是面试中经常被问到的知识点。在此，我将 TCP 核心的一些问题梳理了一下，希望能帮到各位。

能不能说一说 TCP 和 UDP 的区别？

首先概括一下基本的区别:

TCP是一个面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层协议。

而UDP是一个面向无连接的传输层协议。(就这么简单，其它TCP的特性也就没有了)。

具体来分析，和 UDP 相比，TCP 有三大核心特性:

1. 面向连接。所谓的连接，指的是客户端和服务器的连接，在双方互相通信之前，TCP 需要三次握手建立连接，而 UDP 没有相应建立连接的过程。
2. 可靠性。TCP 花了非常多的功夫保证连接的可靠，这个可靠性体现在哪些方面呢？一个是有状态，另一个是可控制。

TCP 会精准记录哪些数据发送了，哪些数据被对方接收了，哪些没有被接收到，而且保证数据包按序到达，不允许半点差错。这是有状态。

当意识到丢包了或者网络环境不佳，TCP 会根据具体情况调整自己的行为，控制自己的发送速度或者重发。这是可控制。

相应的，UDP 就是无状态, 不可控的。

1. 面向字节流。UDP 的数据传输是基于数据报的，这是因为仅仅只是继承了 IP 层的特性，而 TCP 为了维护状态，将一个个 IP 包变成了字节流。

说说 TCP 三次握手的过程？为什么是三次而不是两次、四次？

恋爱模拟

以谈恋爱为例，两个人能够在一起最重要的事情是首先确认各自爱和被爱的能力。接下来我们以此来模拟三次握手的过程。

第一次:

男: 我爱你。

女方收到。

由此证明男方拥有爱的能力。

第二次:

女: 我收到了你的爱，我也爱你。

男方收到。

OK，现在的情况说明，女方拥有爱和被爱的能力。

第三次:

男: 我收到了你的爱。

女方收到。

现在能够保证男方具备被爱的能力。

由此完整地确认了双方爱和被爱的能力，两人开始一段甜蜜的爱情。

真实握手

当然刚刚那段属于扯淡，不代表本人价值观，目的是让大家理解整个握手过程的意义，因为两个过程非常相似。对应到 TCP 的三次握手，也是需要确认双方的两样能力: 发送的能力和接收的能力。于是便会有下面的三次握手的过程:

 

 

从最开始双方都处于CLOSED状态。然后服务端开始监听某个端口，进入了LISTEN状态。

然后客户端主动发起连接，发送 SYN , 自己变成了SYN-SENT状态。

服务端接收到，返回SYN和ACK(对应客户端发来的SYN)，自己变成了SYN-REVD。

之后客户端再发送ACK给服务端，自己变成了ESTABLISHED状态；服务端收到ACK之后，也变成了ESTABLISHED状态。

另外需要提醒你注意的是，从图中可以看出，SYN 是需要消耗一个序列号的，下次发送对应的 ACK 序列号要加1，为什么呢？只需要记住一个规则:

凡是需要对端确认的，一定消耗TCP报文的序列号。

SYN 需要对端的确认， 而 ACK 并不需要，因此 SYN 消耗一个序列号而 ACK 不需要。

为什么不是两次？

根本原因: 无法确认客户端的接收能力。

分析如下:

如果是两次，你现在发了 SYN 报文想握手，但是这个包滞留在了当前的网络中迟迟没有到达，TCP 以为这是丢了包，于是重传，两次握手建立好了连接。

看似没有问题，但是连接关闭后，如果这个滞留在网路中的包到达了服务端呢？这时候由于是两次握手，服务端只要接收到然后发送相应的数据包，就默认建立连接，但是现在客户端已经断开了。

看到问题的吧，这就带来了连接资源的浪费。

为什么不是四次？

三次握手的目的是确认双方发送和接收的能力，那四次握手可以嘛？

当然可以，100 次都可以。但为了解决问题，三次就足够了，再多用处就不大了。

三次握手过程中可以携带数据么？

第三次握手的时候，可以携带。前两次握手不能携带数据。

如果前两次握手能够携带数据，那么一旦有人想攻击服务器，那么他只需要在第一次握手中的 SYN 报文中放大量数据，那么服务器势必会消耗更多的时间和内存空间去处理这些数据，增大了服务器被攻击的风险。

第三次握手的时候，客户端已经处于ESTABLISHED状态，并且已经能够确认服务器的接收、发送能力正常，这个时候相对安全了，可以携带数据。

同时打开会怎样？

如果双方同时发 SYN报文，状态变化会是怎样的呢？

这是一个可能会发生的情况。

状态变迁如下:

 

 

在发送方给接收方发SYN报文的同时，接收方也给发送方发SYN报文，两个人刚上了!

发完SYN，两者的状态都变为SYN-SENT。

在各自收到对方的SYN后，两者状态都变为SYN-REVD。

接着会回复对应的ACK + SYN，这个报文在对方接收之后，两者状态一起变为ESTABLISHED。

这就是同时打开情况下的状态变迁。

说说 TCP 四次挥手的过程

过程拆解

 

 

刚开始双方处于ESTABLISHED状态。

客户端要断开了，向服务器发送 FIN 报文，在 TCP 报文中的位置如下图:

 

 

发送后客户端变成了FIN-WAIT-1状态。注意, 这时候客户端同时也变成了half-close(半关闭)状态，即无法向服务端发送报文，只能接收。

服务端接收后向客户端确认，变成了CLOSED-WAIT状态。

客户端接收到了服务端的确认，变成了FIN-WAIT2状态。

随后，服务端向客户端发送FIN，自己进入LAST-ACK状态，

客户端收到服务端发来的FIN后，自己变成了TIME-WAIT状态，然后发送 ACK 给服务端。

注意了，这个时候，客户端需要等待足够长的时间，具体来说，是 2 个 MSL(Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间), 在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发请求，那么表示 ACK 成功到达，挥手结束，否则客户端重发 ACK。

等待2MSL的意义

如果不等待会怎样？

如果不等待，客户端直接跑路，当服务端还有很多数据包要给客户端发，且还在路上的时候，若客户端的端口此时刚好被新的应用占用，那么就接收到了无用数据包，造成数据包混乱。所以，最保险的做法是等服务器发来的数据包都死翘翘再启动新的应用。

那，照这样说一个 MSL 不就不够了吗，为什么要等待 2 MSL?

• 1 个 MSL 确保四次挥手中主动关闭方最后的 ACK 报文最终能达到对端
• 1 个 MSL 确保对端没有收到 ACK 重传的 FIN 报文可以到达

这就是等待 2MSL 的意义。

为什么是四次挥手而不是三次？

因为服务端在接收到FIN, 往往不会立即返回FIN, 必须等到服务端所有的报文都发送完毕了，才能发FIN。因此先发一个ACK表示已经收到客户端的FIN，延迟一段时间才发FIN。这就造成了四次挥手。

如果是三次挥手会有什么问题？

等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手，这个时候长时间的延迟可能会导致客户端误以为FIN没有到达客户端，从而让客户端不断的重发FIN。

同时关闭会怎样？

如果客户端和服务端同时发送 FIN ，状态会如何变化？如图所示:

 

 

说说半连接队列和 SYN Flood 攻击的关系

三次握手前，服务端的状态从CLOSED变为LISTEN, 同时在内部创建了两个队列：半连接队列和全连接队列，即SYN队列和ACCEPT队列。

半连接队列

当客户端发送SYN到服务端，服务端收到以后回复ACK和SYN，状态由LISTEN变为SYN_RCVD，此时这个连接就被推入了SYN队列，也就是半连接队列。

全连接队列

当客户端返回ACK, 服务端接收后，三次握手完成。这个时候连接等待被具体的应用取走，在被取走之前，它会被推入另外一个 TCP 维护的队列，也就是全连接队列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻击原理

SYN Flood 属于典型的 DoS/DDoS 攻击。其攻击的原理很简单，就是用客户端在短时间内伪造大量不存在的 IP 地址，并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言，会产生两个危险的后果:

1. 处理大量的SYN包并返回对应ACK, 势必有大量连接处于SYN_RCVD状态，从而占满整个半连接队列，无法处理正常的请求。
2. 由于是不存在的 IP，服务端长时间收不到客户端的ACK，会导致服务端不断重发数据，直到耗尽服务端的资源。

如何应对 SYN Flood 攻击？

• 增加 SYN 连接，也就是增加半连接队列的容量。
• 减少 SYN + ACK 重试次数，避免大量的超时重发。
• 利用 SYN Cookie 技术，在服务端接收到SYN后不立即分配连接资源，而是根据这个SYN计算出一个Cookie，连同第二次握手回复给客户端，在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值，服务端验证 Cookie 合法之后才分配连接资源。

介绍一下 TCP 报文头部的字段

报文头部结构如下(单位为字节):

 

 

请大家牢记这张图！

源端口、目标端口

如何标识唯一标识一个连接？答案是 TCP 连接的四元组——源 IP、源端口、目标 IP 和目标端口。

那 TCP 报文怎么没有源 IP 和目标 IP 呢？这是因为在 IP 层就已经处理了 IP 。TCP 只需要记录两者的端口即可。

序列号

即Sequence number, 指的是本报文段第一个字节的序列号。

从图中可以看出，序列号是一个长为 4 个字节，也就是 32 位的无符号整数，表示范围为 0 ~ 2^32 - 1。如果到达最大值了后就循环到0。

序列号在 TCP 通信的过程中有两个作用:

• 在 SYN 报文中交换彼此的初始序列号。
• 保证数据包按正确的顺序组装。

ISN

即Initial Sequence Number（初始序列号）,在三次握手的过程当中，双方会用过SYN报文来交换彼此的 ISN。

ISN 并不是一个固定的值，而是每 4 ms 加一，溢出则回到 0，这个算法使得猜测 ISN 变得很困难。那为什么要这么做？

如果 ISN 被攻击者预测到，要知道源 IP 和源端口号都是很容易伪造的，当攻击者猜测 ISN 之后，直接伪造一个 RST 后，就可以强制连接关闭的，这是非常危险的。

而动态增长的 ISN 大大提高了猜测 ISN 的难度。

确认号

即ACK(Acknowledgment number)。用来告知对方下一个期望接收的序列号，小于ACK的所有字节已经全部收到。

标记位

常见的标记位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。

SYN 和 ACK 已经在上文说过，后三个解释如下: FIN：即 Finish，表示发送方准备断开连接。

RST：即 Reset，用来强制断开连接。

PSH：即 Push, 告知对方这些数据包收到后应该马上交给上层的应用，不能缓存。

窗口大小

占用两个字节，也就是 16 位，但实际上是不够用的。因此 TCP 引入了窗口缩放的选项，作为窗口缩放的比例因子，这个比例因子的范围在 0 ~ 14，比例因子可以将窗口的值扩大为原来的 2 ^ n 次方。

校验和

占用两个字节，防止传输过程中数据包有损坏，如果遇到校验和有差错的报文，TCP 直接丢弃之，等待重传。

可选项

可选项的格式如下:

 

 

常用的可选项有以下几个:

• TimeStamp: TCP 时间戳，后面详细介绍。
• MSS: 指的是 TCP 允许的从对方接收的最大报文段。
• SACK: 选择确认选项。
• Window Scale：窗口缩放选项。

说说 TCP 快速打开的原理(TFO)

第一节讲了 TCP 三次握手，可能有人会说，每次都三次握手好麻烦呀！能不能优化一点？

可以啊。今天来说说这个优化后的 TCP 握手流程，也就是 TCP 快速打开(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。

优化的过程是这样的，还记得我们说 SYN Flood 攻击时提到的 SYN Cookie 吗？这个 Cookie 可不是浏览器的Cookie, 用它同样可以实现 TFO。

TFO 流程

首轮三次握手

首先客户端发送SYN给服务端，服务端接收到。

注意哦！现在服务端不是立刻回复 SYN + ACK，而是通过计算得到一个SYN Cookie, 将这个Cookie放到 TCP 报文的 Fast Open选项中，然后才给客户端返回。

客户端拿到这个 Cookie 的值缓存下来。后面正常完成三次握手。

首轮三次握手就是这样的流程。而后面的三次握手就不一样啦！

后面的三次握手

在后面的三次握手中，客户端会将之前缓存的 Cookie、SYN 和HTTP请求(是的，你没看错)发送给服务端，服务端验证了 Cookie 的合法性，如果不合法直接丢弃；如果是合法的，那么就正常返回SYN + ACK。

重点来了，现在服务端能向客户端发 HTTP 响应了！这是最显著的改变，三次握手还没建立，仅仅验证了 Cookie 的合法性，就可以返回 HTTP 响应了。

当然，客户端的ACK还得正常传过来，不然怎么叫三次握手嘛。

流程如下:

 

 

注意: 客户端最后握手的 ACK 不一定要等到服务端的 HTTP 响应到达才发送，两个过程没有任何关系。

TFO 的优势

TFO 的优势并不在与首轮三次握手，而在于后面的握手，在拿到客户端的 Cookie 并验证通过以后，可以直接返回 HTTP 响应，充分利用了1 个RTT(Round-Trip Time，往返时延)的时间提前进行数据传输，积累起来还是一个比较大的优势。

能不能说说TCP报文中时间戳的作用？

timestamp是 TCP 报文首部的一个可选项，一共占 10 个字节，格式如下:

kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节)

其中 kind = 8， length = 10， info 有两部分构成: timestamp和timestamp echo，各占 4 个字节。

那么这些字段都是干嘛的呢？它们用来解决那些问题？

接下来我们就来一一梳理，TCP 的时间戳主要解决两大问题:

• 计算往返时延 RTT(Round-Trip Time)
• 防止序列号的回绕问题

计算往返时延 RTT

在没有时间戳的时候，计算 RTT 会遇到的问题如下图所示:

 

 

如果以第一次发包为开始时间的话，就会出现左图的问题，RTT 明显偏大，开始时间应该采用第二次的；

如果以第二次发包为开始时间的话，就会导致右图的问题，RTT 明显偏小，开始时间应该采用第一次发包的。

实际上无论开始时间以第一次发包还是第二次发包为准，都是不准确的。

那这个时候引入时间戳就很好的解决了这个问题。

比如现在 a 向 b 发送一个报文 s1，b 向 a 回复一个含 ACK 的报文 s2 那么：

• step 1: a 向 b 发送的时候，timestamp 中存放的内容就是 a 主机发送时的内核时刻 ta1。
• step 2: b 向 a 回复 s2 报文的时候，timestamp 中存放的是 b 主机的时刻 tb, timestamp echo字段为从 s1 报文中解析出来的 ta1。
• step 3: a 收到 b 的 s2 报文之后，此时 a 主机的内核时刻是 ta2, 而在 s2 报文中的 timestamp echo 选项中可以得到 ta1, 也就是 s2 对应的报文最初的发送时刻。然后直接采用 ta2 - ta1 就得到了 RTT 的值。

防止序列号回绕问题

现在我们来模拟一下这个问题。

序列号的范围其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示，我们缩小一下这个区间，假设范围是 0 ~ 4，那么到达 4 的时候会回到 0。

 

 

假设在第 6 次的时候，之前还滞留在网路中的包回来了，那么就有两个序列号为1 ~ 2的数据包了，怎么区分谁是谁呢？这个时候就产生了序列号回绕的问题。

那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题，因为每次发包的时候都是将发包机器当时的内核时间记录在报文中，那么两次发包序列号即使相同，时间戳也不可能相同，这样就能够区分开两个数据包了。

TCP 的超时重传时间是如何计算的？

TCP 具有超时重传机制，即间隔一段时间没有等到数据包的回复时，重传这个数据包。

那么这个重传间隔是如何来计算的呢？

今天我们就来讨论一下这个问题。

这个重传间隔也叫做超时重传时间(Retransmission TimeOut, 简称RTO)，它的计算跟上一节提到的 RTT 密切相关。这里我们将介绍两种主要的方法，一个是经典方法，一个是标准方法。

经典方法

经典方法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed round trip time，即平滑往返时间)，没产生一次新的 RTT. 就根据一定的算法对 SRTT 进行更新，具体而言，计算方式如下(SRTT 初始值为0):

SRTT = (α * SRTT) + ((1 - α) * RTT)

其中，α 是平滑因子，建议值是0.8，范围是0.8 ~ 0.9。

拿到 SRTT，我们就可以计算 RTO 的值了:

RTO = min(ubound, max(lbound, β * SRTT))

β 是加权因子，一般为1.3 ~ 2.0， lbound 是下界，ubound 是上界。

其实这个算法过程还是很简单的，但是也存在一定的局限，就是在 RTT 稳定的地方表现还可以，而在 RTT 变化较大的地方就不行了，因为平滑因子 α 的范围是0.8 ~ 0.9, RTT 对于 RTO 的影响太小。

标准方法

为了解决经典方法对于 RTT 变化不敏感的问题，后面又引出了标准方法，也叫Jacobson / Karels 算法。

一共有三步。

第一步: 计算SRTT，公式如下:

SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT

注意这个时候的 α跟经典方法中的α取值不一样了，建议值是1/8，也就是0.125。

第二步: 计算RTTVAR(round-trip time variation)这个中间变量。

RTTVAR = (1 - β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|)

β 建议值为 0.25。这个值是这个算法中出彩的地方，也就是说，它记录了最新的 RTT 与当前 SRTT 之间的差值，给我们在后续感知到 RTT 的变化提供了抓手。

第三步: 计算最终的RTO:

RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR

µ建议值取1, ∂建议值取4。

这个公式在 SRTT 的基础上加上了最新 RTT 与它的偏移，从而很好的感知了 RTT 的变化，这种算法下，RTO 与 RTT 变化的差值关系更加密切。

能不能说一说 TCP 的流量控制？

对于发送端和接收端而言，TCP 需要把发送的数据放到发送缓存区, 将接收的数据放到接收缓存区。

而流量控制索要做的事情，就是在通过接收缓存区的大小，控制发送端的发送。如果对方的接收缓存区满了，就不能再继续发送了。

要具体理解流量控制，首先需要了解滑动窗口的概念。

TCP 滑动窗口

TCP 滑动窗口分为两种: 发送窗口和接收窗口。

发送窗口

发送端的滑动窗口结构如下:

 

 

其中包含四大部分:

• 已发送且已确认
• 已发送但未确认
• 未发送但可以发送
• 未发送也不可以发送

其中有一些重要的概念，我标注在图中:

 

 

发送窗口就是图中被框住的范围。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被确认，NXT 即next, 表示下一个发送的位置。

接收窗口

接收端的窗口结构如下:

 

 

REV 即 receive，NXT 表示下一个接收的位置，WND 表示接收窗口大小。

流量控制过程

这里我们不用太复杂的例子，以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程，方便大家理解。

首先双方三次握手，初始化各自的窗口大小，均为 200 个字节。

假如当前发送端给接收端发送 100 个字节，那么此时对于发送端而言，SND.NXT 当然要右移 100 个字节，也就是说当前的可用窗口减少了 100 个字节，这很好理解。

现在这 100 个到达了接收端，被放到接收端的缓冲队列中。不过此时由于大量负载的原因，接收端处理不了这么多字节，只能处理 40 个字节，剩下的 60 个字节被留在了缓冲队列中。

注意了，此时接收端的情况是处理能力不够用啦，你发送端给我少发点，所以此时接收端的接收窗口应该缩小，具体来说，缩小 60 个字节，由 200 个字节变成了 140 字节，因为缓冲队列还有 60 个字节没被应用拿走。

因此，接收端会在 ACK 的报文首部带上缩小后的滑动窗口 140 字节，发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。

此时对于发送端而言，已经发送且确认的部分增加 40 字节，也就是 SND.UNA 右移 40 个字节，同时发送窗口缩小为 140 个字节。

这也就是流量控制的过程。尽管回合再多，整个控制的过程和原理是一样的。

能不能说说 TCP 的拥塞控制？

上一节所说的流量控制发生在发送端跟接收端之间，并没有考虑到整个网络环境的影响，如果说当前网络特别差，特别容易丢包，那么发送端就应该注意一些了。而这，也正是拥塞控制需要处理的问题。

对于拥塞控制来说，TCP 每条连接都需要维护两个核心状态:

• 拥塞窗口（Congestion Window，cwnd）
• 慢启动阈值（Slow Start Threshold，ssthresh）

涉及到的算法有这几个:

• 慢启动
• 拥塞避免
• 快速重传和快速恢复

接下来，我们就来一一拆解这些状态和算法。首先，从拥塞窗口说起。

拥塞窗口

拥塞窗口（Congestion Window，cwnd）是指目前自己还能传输的数据量大小。

那么之前介绍了接收窗口的概念，两者有什么区别呢？

• 接收窗口(rwnd)是接收端给的限制
• 拥塞窗口(cwnd)是发送端的限制

限制谁呢？

限制的是发送窗口的大小。

有了这两个窗口，如何来计算发送窗口？

发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)

取两者的较小值。而拥塞控制，就是来控制cwnd的变化。

慢启动

刚开始进入传输数据的时候，你是不知道现在的网路到底是稳定还是拥堵的，如果做的太激进，发包太急，那么疯狂丢包，造成雪崩式的网络灾难。

因此，拥塞控制首先就是要采用一种保守的算法来慢慢地适应整个网路，这种算法叫慢启动。运作过程如下:

• 首先，三次握手，双方宣告自己的接收窗口大小
• 双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)大小
• 在开始传输的一段时间，发送端每收到一个 ACK，拥塞窗口大小加 1，也就是说，每经过一个 RTT，cwnd 翻倍。如果说初始窗口为 10，那么第一轮 10 个报文传完且发送端收到 ACK 后，cwnd 变为 20，第二轮变为 40，第三轮变为 80，依次类推。

难道就这么无止境地翻倍下去？当然不可能。它的阈值叫做慢启动阈值，当 cwnd 到达这个阈值之后，好比踩了下刹车，别涨了那么快了，老铁，先 hold 住！

在到达阈值后，如何来控制 cwnd 的大小呢？

这就是拥塞避免做的事情了。

拥塞避免

原来每收到一个 ACK，cwnd 加1，现在到达阈值了，cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。那你仔细算算，一轮 RTT 下来，收到 cwnd 个 ACK, 那最后拥塞窗口的大小 cwnd 总共才增加 1。

也就是说，以前一个 RTT 下来，cwnd翻倍，现在cwnd只是增加 1 而已。

当然，慢启动和拥塞避免是一起作用的，是一体的。

快速重传和快速恢复

快速重传

在 TCP 传输的过程中，如果发生了丢包，即接收端发现数据段不是按序到达的时候，接收端的处理是重复发送之前的 ACK。

比如第 5 个包丢了，即使第 6、7 个包到达的接收端，接收端也一律返回第 4 个包的 ACK。当发送端收到 3 个重复的 ACK 时，意识到丢包了，于是马上进行重传，不用等到一个 RTO 的时间到了才重传。

这就是快速重传，它解决的是是否需要重传的问题。

选择性重传

那你可能会问了，既然要重传，那么只重传第 5 个包还是第5、6、7 个包都重传呢？

当然第 6、7 个都已经到达了，TCP 的设计者也不傻，已经传过去干嘛还要传？干脆记录一下哪些包到了，哪些没到，针对性地重传。

在收到发送端的报文后，接收端回复一个 ACK 报文，那么在这个报文首部的可选项中，就可以加上SACK这个属性，通过left edge和right edge告知发送端已经收到了哪些区间的数据报。因此，即使第 5 个包丢包了，当收到第 6、7 个包之后，接收端依然会告诉发送端，这两个包到了。剩下第 5 个包没到，就重传这个包。这个过程也叫做选择性重传(SACK，Selective Acknowledgment)，它解决的是如何重传的问题。

快速恢复

当然，发送端收到三次重复 ACK 之后，发现丢包，觉得现在的网络已经有些拥塞了，自己会进入快速恢复阶段。

在这个阶段，发送端如下改变：

• 拥塞阈值降低为 cwnd 的一半
• cwnd 的大小变为拥塞阈值
• cwnd 线性增加

以上就是 TCP 拥塞控制的经典算法: 慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。

 能不能说说 Nagle 算法和延迟确认？

Nagle 算法

试想一个场景，发送端不停地给接收端发很小的包，一次只发 1 个字节，那么发 1 千个字节需要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的，不光是传输的时延消耗，发送和确认本身也是需要耗时的，频繁的发送接收带来了巨大的时延。

而避免小包的频繁发送，这就是 Nagle 算法要做的事情。

具体来说，Nagle 算法的规则如下:

• 当第一次发送数据时不用等待，就算是 1byte 的小包也立即发送
• 后面发送满足下面条件之一就可以发了:
• 数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)
• 之前所有包的 ACK 都已接收到

延迟确认

试想这样一个场景，当我收到了发送端的一个包，然后在极短的时间内又接收到了第二个包，那我是一个个地回复，还是稍微等一下，把两个包的 ACK 合并后一起回复呢？

延迟确认(delayed ack)所做的事情，就是后者，稍稍延迟，然后合并 ACK，最后才回复给发送端。TCP 要求这个延迟的时延必须小于500ms，一般操作系统实现都不会超过200ms。

不过需要主要的是，有一些场景是不能延迟确认的，收到了就要马上回复:

• 接收到了大于一个 frame 的报文，且需要调整窗口大小
• TCP 处于 quickack 模式（通过tcp_in_quickack_mode设置）
• 发现了乱序包

两者一起使用会怎样？

前者意味着延迟发，后者意味着延迟接收，会造成更大的延迟，产生性能问题。

如何理解 TCP 的 keep-alive？

大家都听说过 http 的keep-alive, 不过 TCP 层面也是有keep-alive机制，而且跟应用层不太一样。

试想一个场景，当有一方因为网络故障或者宕机导致连接失效，由于 TCP 并不是一个轮询的协议，在下一个数据包到达之前，对端对连接失效的情况是一无所知的。

这个时候就出现了 keep-alive, 它的作用就是探测对端的连接有没有失效。

在 Linux 下，可以这样查看相关的配置:

sudo sysctl -a | grep keepalive// 每隔 7200 s 检测一次net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200// 一次最多重传 9 个包net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9// 每个包的间隔重传间隔 75 snet.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75

不过，现状是大部分的应用并没有默认开启 TCP 的keep-alive选项，为什么？

站在应用的角度:

• 7200s 也就是两个小时检测一次，时间太长
• 时间再短一些，也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连接

因此是一个比较尴尬的设计

 

为什么建立连接要3次握手，断链接却需要4次挥手？

建链接的3次握手

主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的双方要互相通知对方自己的ISN（Inital Sequence Number，初始序列编号）——所以叫SYN，全称Synchronize Sequence Numbers。也就上图中的 x 和 y。这个号要作为以后的数据通信的序号，以保证应用层接收到的数据不会因为网络上的传输的问题而乱序（TCP会用这个序号来拼接数据）。其实建立连接也可以4次握手，但没必要，因为被动方发送ACK和SYN是可以合并的，完全没必要分开，所以是3次握手。

注：关于ISN的初始化。ISN是不能硬编码的，不然会出问题的——比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是 client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number 可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过2^32，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过MSL（Maximum Segment Lifetime ），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。

这样做可以防止ISN重用，另外出于安全考虑，也不应该对ISN硬编码。

对于4次挥手：能不能是3次挥手呢？

答案是不能。在主动断连一方发送FIN报文后，接收方受到后并不会立即发送FIN + ACK而只能先发送ACK，这时因为被动方还需要等待应用层处理完毕，才会发送FIN，正是由于被动方FIN和ACK是分开的，且连接是全双工的，需要连接两段发别发送FIN且接收到ACK，所以这才产生了4次挥手。

建连接SYN超时怎么办？

试想一下，如果server端接到了client发的SYN后回了SYN-ACK后client掉线了，server端没有收到client回来的ACK，那么，这个连接处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，server端如果在一定时间内没有收到的TCP会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次（Ubuntu默认是6次，可通过cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries命令查询），重试的间隔时间从1s开始每次都翻售，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才会断开这个连接。

所以，当SYN超时时，未收到ACK一方会等待超时并重试，但这也给攻击者提供了可趁之机。

SYN Flood攻击

方法是给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。

应对策略：在Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事——当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个 SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。请注意，请先千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为，synccookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。对于正常的请求，你应该调整三个TCP参数可供你选择，第一个是：tcp_synack_retries 可以用他来减少重试次数；第二个是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN连接数；第三个是：tcp_abort_on_overflow 处理不过来干脆就直接拒绝连接了。

以下是Ubuntu平台这几个参数的默认设置。

andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries
5
andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog 
1024
andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_abort_on_overflow 
0
andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_syncookies 
1

为什么需要TIME_WAIT状态

在TCP的状态图中，从TIME_WAIT状态到CLOSED状态，有一个超时设置，这个超时设置是 2*MSL。下面是笔者的MSL配置。

andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 
60

为什么要这有TIME_WAIT？为什么不直接给转成CLOSED状态呢？主要有两个原因：

1. TIME_WAIT确保有足够的时间让对端收到了ACK，如果被动关闭的那方没有收到Ack，就会触发被动端重发Fin，一来一去正好2个MSL。
2. 有足够的时间让这个连接不会跟后面的连接混在一起。你要知道，有些自做主张的路由器会缓存IP数据包，如果连接被重用了，那么这些延迟收到的包就有可能会跟新连接混在一起。这样做可以避免连接被重用时导致旧连接的包被误认为是新连接的包。

所以说TIME_WAIT是一个很重要的状态。

服务端TIME_WAIT状态连接过多导致连接数不够

如果在大并发的短链接下，TIME_WAIT 就会太多，这也会消耗很多系统资源。只要搜一下，你就会发现，十有八九的处理方式都是教你设置两个参数，一个叫tcp_tw_reuse，另一个叫tcp_tw_recycle的参数，这两个参数默认值都是被关闭的，后者recyle比前者resue更为激进，resue要温柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需设置tcp_timestamps=1，否则无效。下面是笔者tcp_tw_reuse和tcp_timstamps的配置。

andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_tw_reuse 
2
andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_timestamps 
1

这里，你一定要注意，打开这两个参数会有比较大的坑——可能会让TCP连接出一些诡异的问题。因为如上述一样，如果不等待超时重用连接的话，新的连接可能会建不上。正如官方文档上说的一样“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。

总之，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle来解决TIME_WAIT的问题是非常非常危险的，因为这两个参数违反了TCP协议。其实，TIME_WAIT表示的是你主动断连接，试想，如果让对端断连接，那么这个破问题就是对方的了，和你无关，呵呵。另外，如果你的服务器是于HTTP服务器，那么设置一个HTTP的keep-alive有多重要，它可以保证一次http请求完毕后，不断开tcp连接，这样就可以重用一个TCP连接来处理多个HTTP请求，然后让客户端去断链。同时，你要知道，浏览器可能会非常贪婪，他们不到万不得已不会主动断连接。

顺带说一下，HTTP的keep-alive和tcp的KeepAlive不是一回事。HTTP的keey-alive是为了复用tcp连接，而tcp的KeepAlive是tcp用于检测连接两端的心跳，Linux默认是2h，也就是7200s，当TCP连接两段长时间没有数据传输，此时存活一方就会发送keepalive探针，探测连接是否存活，避免一方未发送FIN就断连导致连接一直被占用的情况出现。下面是笔者的TCP KeepAlive配置。

andy@andy:~/下载/a$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_keepalive_time 
7200

TCP重传机制

TCP要保证所有的数据包都可达，所以，当检测到包丢失时必需要有重传机制。

 超时重传机制

发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？

我们要知道，ack不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了。可行的一种方式是不回ack，死等3，当发送方发现收不到3的ack超时后重传3。一旦接收方收到3后，会ack回 4——意味着3和4都收到了。

但是，这种方式会有比较严重的问题，那就是因为要死等3，所以会导致4和5即便已经收到了，而发送方也完全不知道发生了什么事，因为没有收到ack，所以，发送方可能会悲观地认为也丢了，所以有可能也会导致4和5的重传。

对此有两种选择：

• 一种是仅重传timeout的包。也就是第3份数据。
• 另一种是重传timeout后所有的数据，也就是第3，4，5这三份数据。

这两种方式有好也有不好。第一种会节省带宽，但是慢，因为发送方需要遍历查找哪些未确认的包需要重发。第二种会快一点，但是会浪费带宽，也可能会有无用功。但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长（timeout设置多长时间合适我们在第四节分析）。

那除了等待超时重传，有没有更好更快的方式呢？

 快速重传机制

针对超时重传需要等待时间可能稍长，TCP引入了一种叫Fast Retransmit 的算法，不以时间驱动，而根据收到的TCP报文决定是否重传。也就是说，如果发送方连续收到3次相同的ack序号，则认为需要重传那个序号的分组。

比如：如果发送方发出了1，2，3，4，5份数据，第一份先到送了，于是就ack回2，结果2因为某些原因没收到，3到达了，于是还是ack回2，后面的4和5都到了，但是还是ack回2，因为2还是没有收到，于是发送端收到了三个ack=2的确认，知道了2还没有到，于是就马上重转2。然后，接收端收到了2，此时因为3，4，5都收到了，于是ack回6。示意图如下：

Fast Retransmit只解决了一个问题，就是timeout的问题（Fast Retransmit的好处是不用等timeout了再重传），它依然面临一个艰难的选择，就是，是重传之前的一个还是重传所有的问题。

 

重复收到数据的问题——Duplicate SACK

Duplicate SACK又称D-SACK，其主要使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了。RFC-2883 里有详细描述和示例。下面举几个例子

D-SACK使用了SACK的第一个段来做标志，

• 如果SACK的第一个段的范围被ACK所覆盖，那么就是D-SACK
• 如果SACK的第一个段的范围被SACK的第二个段覆盖，那么就是D-SACK

示例一：ACK丢包

下面的示例中，丢了两个ACK，所以，发送端重传了第一个数据包（3000-3499），于是接收端发现重复收到，于是回了一个SACK=3000-3500，因为ACK都到了4000意味着收到了4000之前的所有数据，所以这个SACK就是D-SACK——旨在告诉发送端我收到了重复的数据，而且我们的发送端还知道，数据包没有丢，丢的是ACK包。

  Transmitted  Received    ACK Sent
  Segment      Segment     (Including SACK Blocks)
  3000-3499    3000-3499   3500 (ACK dropped)
  3500-3999    3500-3999   4000 (ACK dropped)
  3000-3499    3000-3499   4000, SACK=3000-3500
 ---------

示例二，网络延误

下面的示例中，网络包（1000-1499）被网络给延误了，导致发送方没有收到ACK，而后面到达的三个包触发了“Fast Retransmit算法”，所以重传，但重传时，被延误的包又到了，所以，回了一个SACK=1000-1500，因为ACK已到了3000，所以，这个SACK是D-SACK——标识收到了重复的包。

这个案例下，发送端知道之前因为“Fast Retransmit算法”触发的重传不是因为发出去的包丢了，也不是因为回应的ACK包丢了，而是因为网络延时了。

    Transmitted    Received    ACK Sent
    Segment        Segment     (Including SACK Blocks)
    500-999        500-999     1000
    1000-1499      (delayed)
    1500-1999      1500-1999   1000, SACK=1500-2000
    2000-2499      2000-2499   1000, SACK=1500-2500
    2500-2999      2500-2999   1000, SACK=1500-3000
  1000-1499      1000-1499   3000
                   1000-1499   3000, SACK=1000-1500
 ---------

可见，引入了D-SACK，有这么几个好处：

1. 可以让发送方知道，是发出去的包丢了，还是回来的ACK包丢了。

2. 是不是自己的timeout太小了，导致重传。

3. 网络上出现了先发的包后到的情况（又称reordering）

4. 网络上是不是把我的数据包给复制了。

知道这些东西可以很好得帮助TCP了解网络情况，从而可以更好的做网络上的流控。

Linux下的tcp_dsack参数用于开启这个功能。

andy@andy:~$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_dsack 
1

 

TCP超时时间设置多少合适

上一节TCP重传机制我们知道了解了超时重传机制，那么超时时间设置多少比较合适呢？

• 设长了，重发就慢，丢了老半天才重发，没有效率，性能差。
• 设短了，会导致可能并没有丢就重发。于是重发的就快，会增加网络拥塞，导致更多的超时，更多的超时导致更多的重发。

而且，这个超时时间需要应对网络的变化，没办法定死，只能动态地设置。 为了动态地设置，TCP引入了RTT——Round Trip Time，也就是一个数据包从发出去到回来的时间。这样发送端就大约知道需要多少的时间，从而可以方便地设置Timeout——RTO（Retransmission TimeOut），以让我们的重传机制更高效。 听起来似乎很简单，好像就是在发送端发包时记下t0，然后接收端再把这个ack回来时再记一个t1，于是RTT = t1 – t0。没那么简单，这只是一个采样，不能代表普遍情况。

RTO计算经典算法

RFC793 中定义的经典算法是这样的：

1. 首先，先采样RTT，记下最近好几次的RTT值。
2. 然后做平滑计算SRTT（ Smoothed RTT）。公式为：（其中的 α 取值在0.8 到 0.9之间，这个算法英文叫Exponential weighted moving average，中文叫：加权移动平均）

SRTT = ( α * SRTT ) + ((1- α) * RTT)

1. 开始计算RTO。公式如下：

RTO = min [ UBOUND, max [ LBOUND, (β * SRTT) ] ]

其中：

• • UBOUND是最大的timeout时间，上限值
  • LBOUND是最小的timeout时间，下限值
  • β 值一般在1.3到2.0之间。

Karn / Partridge 算法

上面的这个算法在重传的时候会有一个终极问题——你是用第一次发数据的时间和ack回来的时间做RTT样本值，还是用重传的时间和ACK回来的时间做RTT样本值？如下图所示：

• 情况（a）是ack没回来，所以重传。如果你计算第一次发送和ACK的时间，那么，明显算大了。
• 情况（b）是ack回来慢了，但是导致了重传，但刚重传不一会儿，之前ACK就回来了。如果你是算重传的时间和ACK回来的时间的差，就会算短了。

 

1987年的时候，搞了一个叫Karn / Partridge Algorithm用于解决上面这个问题，这个算法的最大特点是——忽略重传，不把重传的RTT做采样（你看，你不需要去解决不存在的问题）。

但是，这样一来，又会引发一个大BUG——如果在某一时间，网络闪动，突然变慢了，产生了比较大的延时，这个延时导致要重转所有的包（因为之前的RTO很小），于是，因为重转的不算，所以，RTO就不会被更新，这是一个灾难。 于是Karn算法用了一个取巧的方式——只要一发生重传，就对现有的RTO值翻倍（这就是所谓的 Exponential backoff），很明显，这种死规矩对于一个需要估计比较准确的RTT也不靠谱。

Karn/Partridege算法解决了由于重传导致的RTT计算不准的问题，但是应对突发的网络抖动翻倍RTO这种做法不太成熟。

Jacobson / Karels 算法

前面两种算法用的都是“加权移动平均”，这种方法最大的毛病就是如果RTT有一个大的波动的话，很难被发现，因为被平滑掉了。所以，1988年，又有人推出来了一个新的算法，这个算法叫Jacobson / Karels Algorithm（参看RFC6289）。这个算法引入了最新的RTT的采样和平滑过的SRTT的差距做因子来计算。 公式如下：（其中的DevRTT是Deviation RTT的意思）

SRTT = SRTT + α (RTT – SRTT) —— 计算平滑RTT

DevRTT = (1-β)*DevRTT + β*(|RTT-SRTT|) ——计算平滑RTT和真实的差距（加权移动平均）

RTO= µ * SRTT + ∂ *DevRTT —— 神一样的公式

其中：在Linux下，α = 0.125，β = 0.25， μ = 1，∂ = 4 ——这就是算法中的“调得一手好参数”，nobody knows why, it just works。最后的这个算法在被用在今天的TCP协议中。

 

滑动窗口

本节和下节拥塞控制我们将讨论TCP如何控制发送端的发包速率来应对网络的可能变化，保证收发两端连接的稳定和网络的稳定。TCP需要知道网络实际的数据处理带宽或是数据处理速度，这样才不会引起网络拥塞，导致丢包，所以，TCP引入了一些技术和设计来做网络流控，Sliding Window是其中一个技术。

前面我们说过，TCP头里有一个字段叫Window，又叫Advertised-Window，这个字段是接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来。 为了说明滑动窗口，我们需要先看一下TCP缓冲区的一些数据结构：

上图中，我们可以看到：

• 接收端：LastByteRead指向了TCP缓冲区中读到的位置，NextByteExpected指向的地方是收到的连续包的最后一个位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最后一个位置，我们可以看到中间有些数据还没有到达，所以有数据空白区。
• 发送端：LastByteAcked指向了被接收端Ack过的位置（表示成功发送确认），LastByteSent表示发出去了，但还没有收到成功确认的Ack，LastByteWritten指向的是上层应用正在写的地方。

于是：

• 接收端在给发送端回ACK中会汇报自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;
• 而发送方会根据这个窗口来控制发送数据的大小，以保证接收方可以处理。

下面我们来看一下发送方的滑动窗口示意图：

上图中分成了四个部分，分别是：（其中那个黑模型就是滑动窗口）

• #1已收到ack确认的数据。
• #2发还没收到ack的。
• #3在窗口中还没有发出的（接收方还有空间）。
• #4窗口以外的数据（接收方没空间）

下面是个滑动后的示意图（收到36的ack，并发出了46-51的字节）：

下面我们来看一个接受端控制发送端的图示：

Zero Window

上图，我们可以看到一个处理缓慢的Server（接收端）是怎么把Client（发送端）的TCP Sliding Window给降成0的。此时，你一定会问，如果Window变成0了，TCP会怎么样？是不是发送端就不发数据了？是的，发送端就不发数据了，你可以想像成“Window Closed”，那你一定还会问，如果发送端不发数据了，接收方一会儿Window size 可用了，怎么通知发送端呢？

解决这个问题，TCP使用了Zero Window Probe技术，缩写为ZWP，也就是说，发送端在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来ack他的Window尺寸，一般这个值会设置成3次，第次大约30-60秒（不同的实现可能会不一样）。如果3次过后还是0的话，有的TCP实现就会发RST把链接断了。

注意：只要有等待的地方都可能出现DDoS攻击，Zero Window也不例外，一些攻击者会在和HTTP建好链发完GET请求后，就把Window设置为0，然后服务端就只能等待进行ZWP，于是攻击者会并发大量的这样的请求，把服务器端的资源耗尽。

在Wireshark中，你可以使用tcp.analysis.zero_window来过滤包，然后使用右键菜单里的follow TCP stream，你可以看到ZeroWindowProbe及ZeroWindowProbeAck的包。

Silly Window Syndrome

Silly Window Syndrome翻译成中文就是“糊涂窗口综合症”。正如你上面看到的一样，如果我们的接收方太忙了，来不及取走Receive Windows里的数据，那么，就会导致发送方越来越小。到最后，如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个字节的window，而我们的发送方会义无反顾地发送这几个字节。

要知道，我们的TCP+IP头有40个字节，为了几个字节，要达上这么大的开销，这太不经济了。TCP有一个MTU（最大传输单元）的概念，对于以太网来说，MTU是1500字节，如下图所示。

andy@andy:~$ ifconfig
enx502b73d816ce: flags=4163  mtu 1500
        inet 192.168.0.109  netmask 255.255.255.0  broadcast 192.168.0.255
        inet6 fe80::c8dc:6473:9029:d07e  prefixlen 64  scopeid 0x20
        ether 50:2b:73:d8:16:ce  txqueuelen 1000  (以太网)
        RX packets 227746  bytes 318357111 (318.3 MB)
        RX errors 0  dropped 4406  overruns 0  frame 0
        TX packets 75640  bytes 19469107 (19.4 MB)
        TX errors 0  dropped 0 overruns 0  carrier 0  collisions 0

注：最大传输单元（Maximum Transmission Unit，MTU）用来通知对方所能接受数据服务单元的最大尺寸，说明发送方能够接受的有效载荷大小。是包或帧的最大长度，一般以字节记。如果MTU过大，在碰到路由器时会被拒绝转发，因为它不能处理过大的包。如果太小，因为协议一定要在包(或帧)上加上包头，那实际传送的数据量就会过小，这样也划不来。大部分操作系统会提供给用户一个默认值，该值一般对用户是比较合适的。

回到Silly Window Syndrome这个问题，MTU最大1500，除去TCP+IP头的40个字节，真正的数据传输可以有1460，这就是所谓的MSS（Max Segment Size）注意，TCP的RFC定义这个MSS的默认值是536，这是因为 RFC 791里说了任何一个IP设备都得最少接收576尺寸的大小（实际上来说576是拨号的网络的MTU，而576减去IP头的20个字节就是536）。

如果你的网络包可以塞满MTU，那么你可以用满整个带宽，如果不能，那么你就会浪费带宽。大于MTU的包有两种结局，一种是直接被丢了，另一种是会被重新分块打包发送。 你可以想像成一个MTU就相当于一个飞机的最多可以装的人，如果这飞机里满载的话，带宽最高，如果一个飞机只运一个人的话，无疑成本增加了，也而相当二。

所以，Silly Windows Syndrome这个现像就像是你本来可以坐200人的飞机里只做了一两个人。 要解决这个问题也不难，就是避免对小的window size做出响应，直到有足够大的window size再响应，这个思路可以同时实现在sender和receiver两端。

• 如果这个问题是由Receiver端引起的，那么就会使用 David D Clark’s 方案。在receiver端，如果收到的数据导致window size小于某个值，可以直接ack(0)回sender，这样就把window给关闭了，也阻止了sender再发数据过来，等到receiver端处理了一些数据后windows size 大于等于了MSS，或者，receiver buffer有一半为空，就可以把window打开让send 发送数据过来。
• 如果这个问题是由Sender端引起的，那么就会使用著名的 Nagle’s algorithm。这个算法的思路也是延时处理，他有两个主要的条件：1）要等到 Window Size>=MSS 或是 Data Size >=MSS，2）收到之前发送数据的ack回包，他才会发数据，否则就是在攒数据。

另外，Nagle算法默认是打开的，所以，对于一些需要小包场景的程序——比如像telnet或ssh这样的交互性比较强的程序，你需要关闭这个算法。你可以在Socket设置TCP_NODELAY选项来关闭这个算法（关闭Nagle算法没有全局参数，需要根据每个应用自己的特点来关闭）

setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char *)&value,sizeof(int));

另外，网上有些文章说TCP_CORK的socket option也能关闭Nagle算法，这不对。TCP_CORK其实是更新激进的Nagle算法，完全禁止小包发送，而Nagle算法没有禁止小包发送，只是禁止了大量的小包发送。最好不要两个选项都设置。

 

拥塞控制

上面我们知道了，TCP通过Sliding Window来做流控（Flow Control），但是TCP觉得这还不够，因为Sliding Window需要依赖于连接的发送端和接收端，其并不知道网络中间发生了什么。TCP的设计者觉得，一个伟大而牛逼的协议仅仅做到流控并不够，因为流控只是网络模型4层以上的事，TCP的还应该更聪明地知道整个网络上的事。

具体一点，我们知道TCP通过一个timer采样了RTT并计算RTO，但是，如果网络上的延时突然增加，那么，TCP对这个事做出的应对只有重传数据，但是，重传会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，于是，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大。试想一下，如果一个网络内有成千上万的TCP连接都这么行事，那么马上就会形成“网络风暴”，TCP这个协议就会拖垮整个网络。这是一个灾难。

所以，TCP不能忽略网络上发生的事情，而无脑地一个劲地重发数据，对网络造成更大的伤害。对此TCP的设计理念是：TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲。就像交通阻塞一样，每个车都应该把路让出来，而不要再去抢路了。TCP的设计用于防止网络因为大规模的通信负载而瘫痪。TCP拥塞控制基本原理可以比喻为给网络传输踩刹车，在网络即将进入或已经进入拥塞状态时，减缓TCP传输。TCP拥塞控制的难点在于准确的判断何时需要减缓、以及何时需要恢复其原有速度。

拥塞控制主要是四个算法：1）慢启动，2）拥塞避免，3）拥塞发生，4）快速恢复。这四个算法不是一天都搞出来的，这个四算法的发展经历了很多时间，到今天都还在优化中。 讨论拥塞控制算法就是讨论TCP何时减速以及怎么减速的，还包括怎么恢复传输速率的。

注:

• 1988年，TCP-Tahoe 提出了1）慢启动，2）拥塞避免，3）拥塞发生时的快速重传
• 1990年，TCP Reno 在Tahoe的基础上增加了4）快速恢复

拥塞窗口

开始讨论算法前，我们有必要了解一下拥塞窗口。

我们在发送端引入一个窗口控制变量，确保发送窗口大小不超过接收端接收能力和网络传输能力。即TCP发送端的发送速率等于接受速率和传输速率的较小者。

W = min(cwnd, awnd)

其中，cwnd（Congestion Window)就是拥塞窗口，用于反应网络传输能力的变量。

 

文章参考　　https://segmentfault.com/a/1190000023565467

　　　　　　https://zhuanlan.zhihu.com/p/163385690

 

好文收藏， 更多免费教程和文章请关注高司机的公众号：游戏开发司机