(参考《TCP-IP详解卷 1：协议》 第21章 TCP的超时与重传)

1、往返时间测量(RTT)

1.1、分组交换和RTT测量示例

《TCP-IP详解卷 1：协议》中分组交换和RTT测量的示例。

1.2、lwip RTT测量

lwip RTT测量涉及rttest、rtseq、sa、sv变量，rttest为报文发送的时间，，rtseq为测量往返时间报文的序号，sa(rtt average estimator)、sv(rtt deviation estimator)为计算往返时间的变量。

记录测量报文发送的时间及序号。调用tcp_output_segment时，如果没有启动RTT测量，那么开启RTT测量，记录当前报文的发送时间，当前报文的序号。(tcp_output_segment将报文发送到网络层，最后通过网卡发送出去)

  if (pcb->rttest == 0) { // rttest为0，表示RTT测量没有启动
    pcb->rttest = tcp_ticks; // pcb->rttest设置为当前的tcp_ticks(tcp_ticks可以理解为时间计数，tcp_slowtmr每个周期对tcp_ticks加1)
    pcb->rtseq = ntohl(seg->tcphdr->seqno); // pcb->rtseq记录当前发送报文的seqno，RTT对当前发送报文的往返时间进行测量

    LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_output_segment: rtseq %"U32_F"\n", pcb->rtseq));
  }

计算报文发送到报文被确认接收的时间及超时重传时间rto。(发送方收到接收方的ACK报文，计算发送到接收到ACK的往返时间；使用Van Jacobson的Congestion Avoidance and Control算法计算超时重传时间，算法代码在Van Jacobson《Congestion Avoidance and Control》论文第20页)

    /* RTT estimation calculations. This is done by checking if the
       incoming segment acknowledges the segment we use to take a
       round-trip time measurement. */
    if (pcb->rttest && TCP_SEQ_LT(pcb->rtseq, ackno)) { // pcb->rtseq < ackno，pcb->rtseq被确认接收
      /* diff between this shouldn't exceed 32K since this are tcp timer ticks
         and a round-trip shouldn't be that long... */
      m = (s16_t)(tcp_ticks - pcb->rttest); // 计算RTT往返时间，pcb->rttest为报文发送时的时间，tcp_ticks为收到ACK应答时的当前时间，tcp_ticks - pcb->rttest即为报文往返时间

      LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_receive: experienced rtt %"U16_F" ticks (%"U16_F" msec).\n",
                                  m, m * TCP_SLOW_INTERVAL));

      /* This is taken directly from VJs original code in his paper */
      m = m - (pcb->sa >> 3);
      pcb->sa += m;
      if (m < 0) {
        m = -m;
      }
      m = m - (pcb->sv >> 2);
      pcb->sv += m;
      pcb->rto = (pcb->sa >> 3) + pcb->sv;

      LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_receive: RTO %"U16_F" (%"U16_F" milliseconds)\n",
                                  pcb->rto, pcb->rto * TCP_SLOW_INTERVAL));

      pcb->rttest = 0;
    }

 

2、超时重传定时器

2.1、启动超时重传定时器

启动发送超时定时器。(rtime为-1，表示没有启动发送超时定时器，没有报文发送，没有需要超时重传的报文；rtime为0，表示已启动发送超时定时器，tcp_output_segment发送报文时，如果发送超时定时器rtime为-1(没有启动发送超时定时器)，那么启动发送超时定时器，rtime设置为0，超时重传时间开始计时)

        /* Increase the retransmission timer if it is running */
        if(pcb->rtime >= 0)
          ++pcb->rtime;

2.2、关闭超时重传定时器

关闭超时定时器。(客户发起连接，收到服务器的SYN|ACK报文，如果客户发起连接过程中没有数据要发送(unacked队列为空)，没有等待超时重传的数据，那么关闭超时重传定时器，rtime设置为-1，否则，复位超时重传定时器及超时重传次数，rtime、nrtx设置为0，重新开始启动超时重传定时；其他状态收到ACK，有新的数据被确认接收时，复位超时重传计数器nrtx为0，如果unacked队列仍有数据，复位超时重传时间rtime为0(tcp_input收到报文后，会调用tcp_output发送报文，因此下一次超时重传时间需要从当前时间重新开始计时)，否则关闭超时重传定时器，rtime设置为-1；总而言之就是，有新的数据被确认接收时，如果unacked仍有待超时重传的报文，那么复位超时重传定时器及超时重传次数，如果unacked没有待超时重传的报文，那么复位超时重传次数及关闭超时重传定时器)

      /* If there's nothing left to acknowledge, stop the retransmit
         timer, otherwise reset it to start again */
      if(pcb->unacked == NULL)
        pcb->rtime = -1;
      else {
        pcb->rtime = 0;
        pcb->nrtx = 0;
      }

2.3、超时重传定时器超时(拥塞)

unacked队列长时间没有数据被确认接收时，tcp的慢定时器，每过一段时间调用tcp_slowtmr对超时重传时间rtime计时，每个周期加1。

        /* Increase the retransmission timer if it is running */
        if(pcb->rtime >= 0) // 对tcp_active_pcbs里面的超时重传时间计时(pcb->rtime >= 0表示已启动超时重传定时器)
          ++pcb->rtime; // 超时重传定时器加1

unacked队列不为空，有待确认接收的报文，超时重传时间rtime大于等于超时时间rto。(发送报文超时)

        if (pcb->unacked != NULL && pcb->rtime >= pcb->rto) {
          /* Time for a retransmission. */
          LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_slowtmr: rtime %"S16_F
                                      " pcb->rto %"S16_F"\n",
                                      pcb->rtime, pcb->rto));

更新下一次超时时间rto，复位超时重传计数器rtime为0。

          /* Double retransmission time-out unless we are trying to
           * connect to somebody (i.e., we are in SYN_SENT). */
          if (pcb->state != SYN_SENT) { // 非SYN_SENT状态(已连接的状态)
            pcb->rto = ((pcb->sa >> 3) + pcb->sv) << tcp_backoff[pcb->nrtx]; // 根据算法，重新计算下一次超时重传时间(越往后，超时重传时间间隔越大)
          }

          /* Reset the retransmission timer. */
          pcb->rtime = 0;

慢启动门限ssthresh、拥塞窗口cwnd更新。(慢启动门限ssthresh设置为拥塞窗口/发送窗口的一半(最少为 2个报文段)，拥塞窗口设置为一个报文段，执行慢启动算法，慢启动一直持续到我们回到当拥塞发生时所处位置的一半(ssthresh)的时候才停止，当拥塞窗口大于慢启动门限时，才执行拥塞避免算法)

          /* Reduce congestion window and ssthresh. */
          eff_wnd = LWIP_MIN(pcb->cwnd, pcb->snd_wnd);
          pcb->ssthresh = eff_wnd >> 1;
          if (pcb->ssthresh < pcb->mss) {
            pcb->ssthresh = pcb->mss * 2;
          }
          pcb->cwnd = pcb->mss; // 慢启动算法(pcb->cwnd < pcb->ssthresh)，当拥塞窗口大于慢启动门限时，才执行拥塞避免算法
          LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_slowtmr: cwnd %"U16_F
                                       " ssthresh %"U16_F"\n",
                                       pcb->cwnd, pcb->ssthresh));

调用tcp_rexmit_rto，超时重传次数加1，unacked队列插入到unsent队列头部，最后调用tcp_output发送unsent队列(此时拥塞窗口已经减小了，tcp_output能够发送的数据也减少了，避免网络拥塞)

 

3、慢启动算法

《TCP-IP详解卷 1：协议》“20.6 慢启动”。

慢启动为发送方的TCP增加了另一个窗口：拥塞窗口 (congestion window)，记为cwnd，当与另一个网络的主机建立 TCP连接时，拥塞窗口被初始化为 1个报文段，每收到一个ACK，拥塞窗口就增加一个报文段，发送方取拥塞窗口与通告窗口中的最小值作为发送上限。

3.1、建立连接/数据收发过程的慢启动

先不考虑慢启动门限。

客户发起连接时，发送第一次握手报文，拥塞窗口设置为1个字节。(与《TCP-IP详解卷 1：协议》稍有不同，lwip初始化拥塞窗口为1个字节，而不是1个报文段；连接过程不需要发送数据，最大报文段大小也还没协商，拥塞窗口设置为1个字节对本地也没有影响)

  pcb->cwnd = 1; // 拥塞窗口设置为一个字节
  pcb->ssthresh = pcb->mss * 10;
  pcb->state = SYN_SENT;

客户收到第二次握手的SYN|ACK报文时，拥塞窗口设置为2个报文段。(虽然lwip初始化拥塞窗口为1个字节，但是收到第二次握手报文时，拥塞窗口设置为2个报文段，相当于初始化时为1个报文段，收到SYN|ACK报文时增加1个报文段，最终还是《TCP-IP详解卷 1：协议》慢启动的拥塞窗口大小一样，2个报文段)

      /* Set ssthresh again after changing pcb->mss (already set in tcp_connect
       * but for the default value of pcb->mss) */
      pcb->ssthresh = pcb->mss * 10;

      pcb->cwnd = ((pcb->cwnd == 1) ? (pcb->mss * 2) : pcb->mss); // 拥塞窗口增加一个报文段

ESTABLISHED状态下，客户收到ACK报文。

      if (pcb->state >= ESTABLISHED) {
        if (pcb->cwnd < pcb->ssthresh) {
          if ((u16_t)(pcb->cwnd + pcb->mss) > pcb->cwnd) {
            pcb->cwnd += pcb->mss; // 拥塞窗口增加一个报文段
          }
          LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: slow start cwnd %"U16_F"\n", pcb->cwnd));
        } else {
          u16_t new_cwnd = (pcb->cwnd + pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd);
          if (new_cwnd > pcb->cwnd) {
            pcb->cwnd = new_cwnd;
          }
          LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: congestion avoidance cwnd %"U16_F"\n", pcb->cwnd));
        }
      }

3.2、发生超时的慢启动（拥塞)

分组丢失意味着在源主机和目的主机之间的某处网络上发生了拥塞。有两种分组丢失的指示：发生超时和接收到重复的确认。(发生超时的慢启动参考“2.3、发送超时(拥塞)”；lwip接收到小于3个重复的确认时，没有执行慢启动!!!)

 

4、拥塞避免算法

《TCP-IP详解卷 1：协议》"21.6 拥塞避免算法"。

分组丢失意味着在源主机和目的主机之间的某处网络上发生了拥塞。有两种分组丢失的指示：发生超时和接收到重复的确认。(lwip接收到小于3个重复的确认时，没有执行拥塞避免!!!)

拥塞避免算法和慢启动算法是两个目的不同、独立的算法。但是当拥塞发生时，我们希望降低分组进入网络的传输速率，于是可以调用慢启动来做到这一点。在实际中这两个算法通常在一起实现。

拥塞避免算法和慢启动算法需要对每个连接维持两个变量：一个拥塞窗口cwnd和一个慢启动门限ssthresh。

4.1、拥塞窗口控制发送数据

TCP输出例程的输出不能超过cwnd和接收方通告窗口(发送窗口)的大小。

tcp_output发送unsent报文时，取拥塞窗口和接收方通告窗口(发送窗口)较小的作为当前的发送窗口来发送数据，当前发送窗口之外的数据不能够被发送。

  wnd = LWIP_MIN(pcb->snd_wnd, pcb->cwnd);

  seg = pcb->unsent;

4.2、拥塞发生时

发生超时，即发生了拥塞。(发生超时的拥塞避免，发生超时，首先执行的是慢启动算法，当拥塞窗口大于慢启动门限时，才执行拥塞避免算法，慢启动过程参考“2.3、发送超时(拥塞)”)

发生超时，ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段）。

执行拥塞避免算法。

拥塞避免算法要求每次收到一个确认时将cwnd增加1/cwnd(lwip是1/ cwnd个mss * mss；《TCP-IP详解卷 1：协议》 "21.8 拥塞举例(续)"中，也不是1/cwnd)。与慢启动的指数增加比起来(lwip慢启动是线性增长，每次增加一个报文段)，这是一种加性增长(additive increase)；拥塞避免算法，拥塞窗口每次增加1/pcb->cwnd个pcb->mss * pcb->mss，pcb->mss * pcb->mss一般不会变化，每次有数据被确认接收时，拥塞窗口cwnd都会增加pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd，拥塞窗口cwnd在增加，那么pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd每次都在减小，因此拥塞窗口每次增加的大小在减小，拥塞窗口增加的速度在下降)

      /* Update the congestion control variables (cwnd and
         ssthresh). */
      if (pcb->state >= ESTABLISHED) {
        if (pcb->cwnd < pcb->ssthresh) { // 慢启动
          if ((u16_t)(pcb->cwnd + pcb->mss) > pcb->cwnd) {
            pcb->cwnd += pcb->mss; // 慢启动(线性增长)
          }
          LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: slow start cwnd %"U16_F"\n", pcb->cwnd));
        } else { // 拥塞避免
          u16_t new_cwnd = (pcb->cwnd + pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd); // 拥塞避免(加性增长)
          if (new_cwnd > pcb->cwnd) {
            pcb->cwnd = new_cwnd;
          }
          LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: congestion avoidance cwnd %"U16_F"\n", pcb->cwnd));
        }
      }

5、快速重传与快速恢复算法

具体描述参考《TCP-IP详解卷 1：协议》 21.7 快速重传与快速恢复算法。

收到一个失序的报文段时，TCP立即需要产生一个ACK(一个重复的ACK)。由于我们不知道一个重复的ACK是由一个丢失的报文段引起的，还是由于仅仅出现了几个报文段的重新排序，因此我们等待少量重复的ACK到来。如果一连串收到 3个或3个以上的重复ACK，就非常可能是一个报文段丢失了，于是我们就重传丢失的数据报文段，而无需等待超时定时器溢出。这就是快速重传算法。

接下来执行的不是慢启动算法而是拥塞避免算法。这就是快速恢复算法。(快速恢复算法时的拥塞窗口是一个比较大的窗口，相当于在慢启动过程直接跳到拥塞避免算法，快速恢复了拥塞窗口)

5.1、重复ACK的判断

收到ACK报文时，如果该报文有确认新的数据被接收，那么lastack更新为该报文的ackno，因此lastack记录的是最后一次确认数据被接收的报文的ackno。(如果没有新的数据被确认接收，那么lastack一直不会变化)

 

更新发送窗口的原则:

1、当前报文的序号seqno大于之前收到报文的最大序号seqno，那么使用当前报文的通告窗口、序号seqno、确认序号ackno更新发送窗口相关数据(当前报文序号大于之前收到报文的最大序号，当前收到的报文比之前收到的报文的发送时间更后，那么当前报文的ackno应该也大于或等于之前收到报文的最大确认序号ackno)；

2、当前报文的序号seqno等于之前收到报文的最大序号seqno并且ackno大于之前的确认报文的ackno，那么使用当前报文的通告窗口、序号seqno、确认序号ackno更新发送窗口相关数据(之前最大序号的报文为顺序上最后发送的报文，当前报文序号seqno与之相等，ackno大于之前报文的ackno，那么当前报文应该是对端收到了新的数据但是对端没有数据要发送，只发送一个ACK确认报文，因此报文的seqno与之前报文相等，但是ackno增加了，ackno越大可以认为是发送时间越后)；

3、当前报文的seqno等于之前收到的最大报文的seqno，但是ackno小于之前收到的最大报文的ackno，那么不更新发送窗口相关数据，也认为是重复ACK(当前报文确认了已经确认数据中的一小部分，例如之前报文确认了1、2、3、4、5这几个数据被接收，当前报文确认1、2、3这几个数据被接收，那么很明显1、2、3这3个数据被重复确认接收了)；

4、当前报文的seqno、ackno都与之前收到的最大报文的seqno、ackno相同，如果通告窗口小于或等于之前最大seqno、ackno的报文的通告窗口，可以认为是重复报文(通告窗口相等，两个报文一样，可以认为是重复的确认；通告窗口更小，理论上应该是先发送的一个报文后到达，那么该报文相对于前一个报文也是重复的，对端收到数据时，通告窗口(接收窗口)正常情况下会变小，数据被应用层接收时才会变大接收窗口，因此小的通告窗口理论上应该是数据被应用层接收前发送的ACK报文，大的通告窗口理论上应该是数据被应用层接收后发送的ACK报文，后收到的小通告窗口的ACK报文重复了大通告窗口的ACK报文)，不需要更新发送窗口相关数据，"pcb->snd_wnd + pcb->snd_wl2"将不会发生变化，就认为是重复报文，如果当前报文的通告窗口大于之前收到报文的通告窗口，如之前所言，应该是应用层接收数据后，接收窗口变大了，因此可以认为之前的报文是应用层接收数据前的，当前的报文是应用层接收数据后的，两个报文是先后两个不同的报文，那么使用当前报文的通告窗口、序号seqno、确认序号ackno更新发送窗口相关数据，"pcb->snd_wnd + pcb->snd_wl2"将发生变化，通过这个变化就认为不是重复ACK。

总结起来就是，seqno、ackno、wnd相同的ACK报文认为是重复的ACK，ackno小的ACK报文认为是重复的ACK报文，seqno、ackno相同通告窗口wnd更大的ACK报文认为是先的报文。

 

重复ACK的判断涉及发送窗口更新代码，发送窗口更新代码如下：

    /* Update window. */
    if (TCP_SEQ_LT(pcb->snd_wl1, seqno) ||
       (pcb->snd_wl1 == seqno && TCP_SEQ_LT(pcb->snd_wl2, ackno)) ||
       (pcb->snd_wl2 == ackno && tcphdr->wnd > pcb->snd_wnd)) {
      pcb->snd_wnd = tcphdr->wnd;
      pcb->snd_wl1 = seqno;
      pcb->snd_wl2 = ackno;
      if (pcb->snd_wnd > 0 && pcb->persist_backoff > 0) {
          pcb->persist_backoff = 0;
      }
      LWIP_DEBUGF(TCP_WND_DEBUG, ("tcp_receive: window update %"U16_F"\n", pcb->snd_wnd));
#if TCP_WND_DEBUG
    } else {
      if (pcb->snd_wnd != tcphdr->wnd) {
        LWIP_DEBUGF(TCP_WND_DEBUG, 
                    ("tcp_receive: no window update lastack %"U32_F" ackno %"
                     U32_F" wl1 %"U32_F" seqno %"U32_F" wl2 %"U32_F"\n",
                     pcb->lastack, ackno, pcb->snd_wl1, seqno, pcb->snd_wl2));
      }
#endif /* TCP_WND_DEBUG */
    }

判断当前报文的ackno是否等于之前收到的最大的lastack。(ackno < lastack，那么可以认为当前报文是乱序收到的，不需要判断重复ACK；如果ackno > lastack，那么很明显ackno与之前报文的ackno不会重复，当前报文的ackno比之前报文的ackno都大)

    if (pcb->lastack == ackno) {
      pcb->acked = 0;

      if (pcb->snd_wl2 + pcb->snd_wnd == right_wnd_edge){ // 相等为重复的ACK(参考前面判断重复ACK的原则)
        ++pcb->dupacks; // 增加重复ack计数
        if (pcb->dupacks >= 3 && pcb->unacked != NULL) { // 重复ack大于等于3次，并且有待被确认接收的数据

执行快速重传与快速恢复算法。(当收到第3个重复的ACK时，将ssthresh设置为当前拥塞窗口cwnd的一半。重传丢失的报文段。设置cwnd为ssthresh加上3倍的报文段大小。)

            /* This is fast retransmit. Retransmit the first unacked segment. */
            LWIP_DEBUGF(TCP_FR_DEBUG, ("tcp_receive: dupacks %"U16_F" (%"U32_F"), fast retransmit %"U32_F"\n",
                                       (u16_t)pcb->dupacks, pcb->lastack,
                                       ntohl(pcb->unacked->tcphdr->seqno)));
            tcp_rexmit(pcb);
            /* Set ssthresh to max (FlightSize / 2, 2*SMSS) */
            /*pcb->ssthresh = LWIP_MAX((pcb->snd_max -
                                      pcb->lastack) / 2,
                                      2 * pcb->mss);*/
            /* Set ssthresh to half of the minimum of the current cwnd and the advertised window */
            if (pcb->cwnd > pcb->snd_wnd)
              pcb->ssthresh = pcb->snd_wnd / 2; // ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)
            else
              pcb->ssthresh = pcb->cwnd / 2; // ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)

            /* The minimum value for ssthresh should be 2 MSS */
            if (pcb->ssthresh < 2*pcb->mss) {
              LWIP_DEBUGF(TCP_FR_DEBUG, ("tcp_receive: The minimum value for ssthresh %"U16_F" should be min 2 mss %"U16_F"...\n", pcb->ssthresh, 2*pcb->mss));
              pcb->ssthresh = 2*pcb->mss; // ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)
            }

            pcb->cwnd = pcb->ssthresh + 3 * pcb->mss; // pcb->cwnd > pcb->ssthresh，当前正在进行拥塞避免
            pcb->flags |= TF_INFR; // 设置快速恢复标志
          }

快速恢复过程收到重复ACK。（每次收到另一个重复的ACK时， cwnd增加1个报文段大小并发送 1个分组(如果新的cwnd允许发送))

          } else {
            /* Inflate the congestion window, but not if it means that
               the value overflows. */
            if ((u16_t)(pcb->cwnd + pcb->mss) > pcb->cwnd) {
              pcb->cwnd += pcb->mss;
            }
          }

当下一个确认新数据的ACK到达时，设置cwnd为ssthresh。(ssthresh为快速恢复时窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)；清除快速恢复标志，执行拥塞避免算法)

      /* Reset the "IN Fast Retransmit" flag, since we are no longer
         in fast retransmit. Also reset the congestion window to the
         slow start threshold. */
      if (pcb->flags & TF_INFR) {
        pcb->flags &= ~TF_INFR; // 清除快速恢复标志
        pcb->cwnd = pcb->ssthresh;
      }