超时与重传
为什么要设定超时？
我们发送数据包的目的是为了让接收方收到并处理，而发送方发送的包在传输的过程中可能会丢失，丢失后接收方就接收不到了，此时我们需要重传这个包。
而我们怎么判断这个包丢失了呢？
首先这么想，发送方怎么确认这个包被成功接收到了呢？一定是发送发接收到了对这个包的ACK，那么如果没有接收到这个ACK，我们就认为这个包丢失了或者ACK丢失了，而为了保险，我们统一认为数据包丢失了。
那怎么才算我们没有收到ACK呢？
1年没有收到，1天没有收到，还是1分钟没有收到？ 从我们发送这个包之后，在时间t内若没有收到ACK，我们就认为这个包丢失了，这个t就是重传超时RTO（计时器超时），这是我们设置超时的原因。
RTO怎么确定？
我们先来定义一个概念。如果包没有丢失，它从被发送到被接收方接收，再到发送方接收到对它的ACK，经过的时间我们称为往返时延RTT。
RTO一定不能比RTT小，否则一个正常传送的包会被认为丢失了。
那RTO要比RTT大多少呢？
我们再定义2个名词
往返时延的加权平均srtt ，我们每次得到RTT样本的时候，不直接使用它，因为可能有误差，所以我们用它的加权平均，即srtt = asrtt + (1-a)RTT，a一般取0.8~0.9。
往返时延加权平均srtt的平均偏差rttvar，它可以近似看作srtt的标准差，为什么要用这个近似值而不直接使用标准差呢？一个原因是标注差计算过程中需要开方，时间长，所以用平均偏差。
现在我们来考虑，对于一个正态分布，(-∞, μ+3σ]可以覆盖大约99.85%的概率，而正态分布是一个对称的曲线，RTT的概率密度曲线不是一个对称的曲线，它的平均值相较于正态分布的平均值要向左偏一点，所以我们采用u + 4σ作为RTO的值，这样就能基本覆盖所有的RTT，（为什么不加5倍的呢？再大的话就是明知丢包了却还在等待了，其实加4倍我认为并不能完全覆盖，但是对于那些超过了4倍的RTT样本，大概率不是一个好的RTT）
好了，现在我们知道RTO可以根据srtt和rttvar来确定，采用的计算公式如下：、
标准方法：
M为每次测量到的RTT样本值
srtt <-- (1-g)*srtt + g*M
rttvar <-- (1-h)*rttvar + h*(|M-srtt|)
RTO = srtt + 4*rttvar
g一般取1/8，h一般取1/4
看到这儿，你可能会发现一个问题，
在没有初始srtt和rttvar的情况下，RTO怎么确定？
根据[RFC2018]，RTO的初始值设为1s，第一个SYN报文段采用的超时间隔为3s。当得到首个RTT样本值M后，来根据下面的式子初始化srtt和rttvar，然后算出RTO。
srtt <-- M
rttvar <-- M/2
一般情况的RTO确定值已经OK了，但是会不会有例外呢？有的
如果在测量RTT的过程中出现了重传，这时候接收到1个ACK，那这个ACK是对第一个包的确认还是对重传的包的确认？
有两种方法来处理这个问题。一个是Karn算法，另一个是时间戳选项。
1、Karn算法
它指出，当出现超时重传时，接收到的对重传数据的确认不能用来估计srtt。这是这个算法的第一部分。
它的第二部分是，如果这个包是就是对第一个数据报而不是对重传数据报的确认呢？
它是不是说明，在这样的情况下，网络的负载能力可能出现了问题，导致第一个包的往返时延RTT增加了呢，而网络此时如果出现问题的话，那么我们再重传数据包就更增加了网络的负担。
所以，我们不能简单地忽略这次重传，我们需要做一些事，做什么事呢？
我们刚才提到，是这个包的RTT增加了导致了这次重传，而不是包丢失了，所以，那我们增大RTO不就好了吗？RTO增大后，不就不会重传了吗？
Karn算法指出，我们需要采用一个回避系数，初始值为1。虽然我们不用这个RTT来估计RTO了，但是，每次重传我们需要将回避系数加倍，让RTO乘以这个回避系数，此过程一直持续到接收到非重传数据，然后重新将回避系数设为1。
2、时间戳选项
时间戳值TSV是这个数据要发送时发送方当前的时钟值，它携带于初始SYN报文段的时间戳选项TSOPT中，并在SYN + ACK的TSER部分返回，然后此时的时钟值减去TSER就能得到一个RTT样本，以此设定srtt、rttvar和RTO初始值。
乍一看这个方法现在没有什么问题，但是，因为TCP并非对其接收到的每个报文段都返回ACK，在处理大批量数据时，通常是两个数据报返回一个ACK。还有一些情况，比如，当数据出现丢失、失序或重传成功时，TCP的累积确认机制表明报文段与其ACK并非一一对应关系。
为解决上面的这些问题，基本采用如下方法来测量RTT样本值：
TCP端让它发送的数据报都携带一个TSV(发送这个数据报时的时钟值)。
接收端接收到一个数据报后，把TSV值记录在TsRecent中，并记录其上一个发送的ACK号LastACK。
执行步骤如下：
1、当一个新的报文段到达时，如果它的序列号和LastACK吻合，那么就将这个TSV写入到TsRecent中。
2、接收端发送ACK的时候，将TsRecent的值写入到数据报的TSOPT的TSER部分。
3、发送端接收到ACK的时候，将当前时钟值减去TSER，得到的差即为一个RTT样本。
Linux采用了怎样的计算超时的方法呢？
与标准方法稍微有点差别，因为标准方法发布的时候，时钟粒度普遍为500ms，而linux的时候，时钟粒度为1ms。linux采用更频繁的RTT测量与更细的时钟粒度，这会提高RTT的准确度。但是，
1、多次测量之后，由于积累了大量的RTT样本值，这会导致rttvar随时间减小趋近于0，基于大数定律。这是不好的，这样RTO就接近等于srtt了。
2、当某个RTT样本值显著低于srtt时，标准方法会增大rttvar，这会导致RTO不降反升，为什么？因为RTO = srtt +4*rttvar，rttvar是4倍，占的权重更大。这是不应该的，此时我们应该让RTO减小才对。
为了解决这两个问题。linux新增了两个新的变量，mdev和mdev_max，mdev记录瞬时平均偏差估计值，mdev_max记录测量过程中最大的mdev，它的下限是50ms。
rttvar需要定期更新保证其不小于mdeg_max。第1个问题解决了。
用标准方法得到初始srtt rttvar RTO后，采用下面的方法估计RTO：
m为得到的RTT。
// 计算srtt，与标准方法一样
srtt = (7/8)*srtt + (1/8)*m
// 若m小于RTT的下界，就减小它的权重。
if（m < (srtt - mdev）
mdev = (31/32)*mdev + (1/32)*|srtt-m|
else
mdev = (3/4)*mdev +(1/4)*|srtt-m|
mdev_max = max(mdev_max, mdev)
// 计算rttvar
rttvar = mdev_max
// 得到RTO，这里与标准方法一样。
RTO = srtt + 4*rttvar
至此，关于重传超时RTO的设置已经完成。那么对于重传呢？
重传有3种方法
1、基于计时器的重传
如其名，当计时器超时后启动重传，它会降低当前数据发送速率，通过两种方法。1、基于拥塞控制减小发送窗口；2、Karn算法的第二部分，让RTO每次都加倍。
2、快速重传
当收到3个重复ACK后，马上启动重传，不必等到重传计时器超时。
这里有一个概念：恢复点：发送端在执行重传前发送的最大序列号。当收到的ACK号大于或等于恢复点时，才会退出重传阶段。
3、带选择确认的重传
带选择确认的ACK(SACK)。n个块的长度是8*n + 2字节。因为一般要携带时间戳，所以40个字节能携带3个块。
发生丢包后就会生成SACK，第一个SACK块包含的是最近接收到的报文段的序列号。其余的SACK块包含的内容按照接收的先后顺序排序。
当发送端接收到SACK后，一种方法在其重传缓存中标记该报文段的选择重传成功。但是由于接收端可能在下一个SACK中做出变更（即标记接收到的数据报会变成没有接收到，我也不知道为啥），所以不能在重传缓存中马上把这个数据报清除。只有当接收到的普通ACK值大于重传前的序列号值之后才能清除。
另外，正在有SACK的情况下，收到两个块重复标记缺失部分就重传数据报，不必等待超时。
还有一个是伪超时
即某次RTT突然增大导致的。
通过Effiel检测算法或F-RTO检测算法来检测，Effiel检测算法就是重传后收到ACK后看收到的ACK的时间戳是第一个包的时间还是重传包的时间，如果是第一个包的，就代表是伪重传。
然后通过Effile响应算法来恢复，即超时后会通过如下算式保存现在的srtt和rttvar：
srtt_prev = srtt +2*G // G是时钟粒度，加两倍的原因是如果srtt超大，可能就不会超时。
rttvar_prev = rttvar
若为伪重传，就让srtt和rttvar分别等于上面的两个值，然后重新计算RTO。
一些知识：
目的度量：当一条TCP连接断开后，可以保存srtt和rttvar值一段时间，供以后使用。
重新组包：当需要重传时，TCP允许重传一个更大的包。
与TCP重传相关的攻击：
1、低速率DoS攻击。攻击者向网关或主机发送大量数据，使得受害系统持续处于重传超时的状态。
2、减慢受害TCP的发送，使得RTT估计值增大。这样受害者在丢包后不会立即重传。
3、伪造ACK，这样攻击者会使得受害TCP认为连接的RTT远小于实际值，导致过分发送，造成大量的无效传输。