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2. 网络协议 2 - IP 是怎么来，又是怎么没的？
3. 网络协议 3 - 从物理层到 MAC 层
4. 网络协议 4 - 交换机与 VLAN：办公室太复杂，我要回学校
5. 网络协议 5 - ICMP 与 ping：投石问路的侦察兵
6. 网络协议 6 - 路由协议：敢问路在何方？
7. 网络协议 7 - UDP 协议：性善碰到城会玩
8. 网络协议 8 - TCP 协议（上）：性恶就要套路深

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    上次了解了 TCP 建立连接与断开连接的过程，我们发现，TCP 会通过各种“套路”来保证传输数据的安全。除此之外，我们还大概了解了 TCP 包头格式所对应解决的五个问题：顺序问题、丢包问题、连接维护、流量控制、拥塞控制。今天，我们就来看下 TCP 又是用怎样的套路去解决这五个问题的。

    在解决问题之前，咱们先来看看 TCP 是怎么成为一个“靠谱”的协议的。

“靠谱”协议 TCP

    TCP 为了保证顺序性，每个包都有一个 ID。这建立连接的时候，会商定起始 ID 的值，然后按照 ID一个个发送。

    为了保证不丢包，对于发送的包都要进行应答。但是这个应答不是一个一个来的，而是会应答某个之前的 ID，表示都收到了，这种模式称为累计确认和累计应答。

为了记录所有发送的包和接收的包，TCP 也需要发送端和接收端分别用缓存来保存这些记录。发送端的缓存里是按照包的 ID 一个个排列，根据处理的情况分成四个部分：

• 第一部分：发送且已经确认的；
• 第二部分：发送尚未确认的；
• 第三部分：没有发送，但是已经等待发送的；
• 第四部分：没有发送，并且暂时还不会发送的。

    于是，发送端需要保持这样的数据结构：

• LastByteAcked：第一部分和第二部分的分界线
• LastByteSent：第二部分和第三部分的分界线
• LastByteAcked：第三部分和第四部分的分界线

对于接收端来讲，它缓存记录的内容要简单一些，分为以下三个部分：

• 第一部分：接收且确认过的；
• 第二部分：还没接收，但是马上就能接收的；
• 第三部分：还没接收，也没空间接收的。

    对应的数据结构就像这样：

• MaxRcvBuffer：最大缓存量；
• LastByteRead：这个值之后是已经接收，但是还没被应用层读取的；
• NextByteExpected：第一部分和第二部分的分界线，下一个期待的包 ID。

    第二部分的窗口有多大呢？

    NextByteExpected 和 LastByteRead 的差起始是还没被应用层读取的部分占用掉的 MaxRcvBuffer 的量，我们定义为 A，即：A = NextByteExpected - LastByteRead - 1。

    那么，窗口大小，AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer - A。

    也就是：AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer - (NextByteExpected - LastByteRead - 1)

    而第二部分和三部分的分界线 = NextByteExpected + AdvertisedWindow - 1 = MaxRcvBuffer + LastByteRead。

顺序与丢包问题

    接下来，我们结合上述图例，用一个例子来看下 TCP 如何处理顺序与丢包问题的。

还是刚才的图，在发送端看来：

• 1、2、3 是已经发送并确认的；
• 4、5、6、7、8、9 都是发送未确认的；
• 10、11、12 是还没发出的；
• 13、14、15 是接收方没有空间，不准备发送的。

而在接收端看来：

• 1、2、3、4、5 是已经完成 ACK，但还没读取的；
• 6、7 是等待接收的；
• 8、9 是已经接收，但是没有 ACK 的。

发送端和接收端当前的状态如下：

• 1、2、3 没有问题，双方达成了一致；
• 4、5 接收方发送 ACK 了，但是发送方还没收到，有可能丢了，有可能还在路上；
• 6、7、8、9 肯定都发了，但是 8、9 已经到了，6、7还没打，出现了乱序，于是在缓存中存储，但是没有返回 ACK。

    根据这个例子，我们可以知道，顺序问题和丢包问题都有了能发送，所以我们先来看确认与重发的机制。
    假设 4 的确认到了，不幸的是，5 的 ACK 丢了，并且 6、7 的数据包也丢了，这时候会怎么处理呢？

    一种方法是超时重试，也就是对每一个发送了，但是没有 ACK 的包，都有设一个定时器，一旦超过了一定的时间，就重新尝试。这个超时时间不宜过短，时间必须大于往返时间 RTT，否则就会引起不必要的重传也不宜过长，这样超时时间变长，访问就变慢了。

    估计往返时间，需要 TCP 通过采样 RTT 的时间，然后进行加权平均，算出一个值，而且这个值还是要不断变化的，因为网络状况不断的变化。

    除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，计算出一个估计的超时时间。由于重传时间是不断变化的，我们称为自适应重传算法（Adaptive Retransmission Algorithm）。

    如果过一段时间，5、6、7 都超时了，就会重新发送。接收方发现 5 原来接收过，于是就丢弃5。收到了6，发送 ACK，要求下一个是 7，7 不幸又丢了。

    当 7 再次超时的时候，如果有需要重传，TCP 的策略就是超时间隔加倍。每当遇到一次超时重传的实时，都会将下一次超时时间间隔设置为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁发送。

    可以看出，超时重发存在的问题是，超时周期可能较长。那是不是可以有更快的方式呢？

    有一个可以快速重传的机制。当接收方收到一个序号大于下一个所期望的报文段时，就检测到了数据流中的一个间格，于是发送三个冗余的ACK，客户端收到后，就在定时器过期之前，重传丢失的报文段。

    例如，接收方发现 6、8、9 都已经接收了，但是 7 没来。于是发送三个 6 的 ACK，要求下一个是 7。客户端收到三个，就会发现 7 的确丢了，不等超时，就马上重发。

    除此之外，还有一种方式称为 Selective Acknowledgment（SACK）。这种方式需要在 TCP 头里加一个 SACK 的东西，可以将缓存的地图发格发送方。例如发送 ACK6、SACK8、SACK9，有了地图，发送方一下子就能看出来是 7 丢了，然后快速重发。

流量控制问题

    接下来，我们再来看看流量控制机制。在对于包的确认中，会同时携带一个窗口大小的字段。

    我们先假设窗口不变的情况，发送端窗口始终为 9。4 的确认来的时候，LastByteAcked 会右移一个，这个时候，第 13 个包就可以发送了。

    这个时候，假设发送端发送过猛，将第三部分中的 10、11、12、13 全部发送，之后就停止发送，则此时未发送可发送部分为 0。

    当对于包 5 的确认到达的时候，在客户端相当于窗口再滑动了一格，这个时候，才可以有更多的包可以发送了，例如第 14 个包才可以发送。

    如果接收方处理的太慢，导致缓存中没有空间了，可以通过确认信息修改窗口的大小，甚至可以设置为 0，则发送方将暂时停止发送。

    我们可以假设一个极端情况，接收端的应用一直不读取缓存中的数据，当数据包 6 确认后，窗口大小就不会再是 9，而是减少一个变为了 8。

    为什么会变为 8？你看，下图中，当 6 的确认消息到达发送端的时候，左边的 LastByteAcked 右移一位，而右边的未发送可发送区域因为已经变为 0，因此左边的 LastByteSend 没有移动，因此，窗口大小就从 9 变成了 8。

    而如果接收端一直不处理数据，则随着确认的包越来越多，窗口越来越小，直到为 0。

    当这个窗口大小通过包 14 的确认到达发送端的时候，发送端的窗口也调整为 0，于是，发送端停止发送。

    当发生这样的情况时，发送方会定时发送窗口探测数据包，看是否有机会调整窗口的大小。对于接收方来说，当接收比较慢的时候，要防止低能窗口综合征，别空出一个字节就赶紧告诉发送方，结果又被填满了。可以在窗口太小的时候，不更新窗口大小，直到达到一定大小，或者缓冲区一半为空，才更新窗口大小。

    这就是我们常说的流量控制。

拥塞控制问题

    最后，我们来看一下拥塞控制的问题。

    这个问题，也是靠窗口来解决的。前面的滑动窗口 rwnd 是怕发送方把接收方缓存塞满，而拥塞窗口 cwnd，是怕把网络塞满。

这里有一个公式：

LastByteSent - LastByteAcked <= min{cwnd, rwnd}

    可以看出，是拥塞窗口和滑动窗口共同控制发送的速度。

    那发送方怎么判断网络是不是满呢？这其实是个挺难的事情。因为对于 TCP 协议来讲，它压根不知道整个网络路径都会经历什么。TCP 发送包常被比喻为往一个水管里灌水，而 TCP 的拥塞控制就是在不堵塞、不丢包的情况下，尽量发挥带宽。

    水管有粗细，网络有带宽，也就是每秒钟能够发送多少数据；

水管有长度，端到端有时延。在理想情况下：

水管里的水量 = 水管粗细 x 水管长度

而对于网络来讲：

通道的容量 = 带宽 x 往返延迟

    如果我们设置发送窗口，使得发送但未确认的包的数量为通道的容量，就能够撑满整个管道。

如上图所示：

假设往返时间为 8s，去 4s，回 4s，每秒发送一个包，每个包 1024 byte。

    那么在 8s 后，就发出去了 8 个包。其中前 4 个包已经到达接收端，但是 ACK 还没有返回，不能算发送成功。而 5-8 后四个包还在路上，没被接收。

这个时候，整个管道正好撑满。在发送端，已发送未确认的为 8 个包，也就是：

带宽 = 1024byte/s x 8s（来回时间）

    如果我们在这个基础上再调大窗口，使得单位时间内更多的包可以发送，会出现什么现象呢？

    原来发送一个包，从一端到另一端，假设一共经过四个设备，每个设备处理一个包耗时 1s，所以到达另一端需要耗费 4s。如果发送的更加快速，则单位时间内，会有更多的包到达这些中间设备，这些设备还是只能每秒处理一个包的话，多出来的包就会被丢弃，这不是我们希望看到的。

    这个时候，我们可以想其他的办法。例如，这四个设备本来每秒处理一个包，但是我们在这些设备上加缓存，处理不过来的就在队列里面排着，这样包就不会丢失，但是缺点也是显而易见的，增加了时延。这个缓存的包，4s 肯定到达不了接收端，如果时延达到一定程度，就会超时，这也不是我们希望看到的。

    针对上述两种现象：包丢失和超时重传。一旦出现了这些现象就说明，发送速度太快了，要慢一点。但是一开始，发送端怎么知道速度多快呢？怎么知道把窗口调整到合适大小呢？

    如果我们通过漏斗往瓶子里灌水，我们就知道，不能一桶水一下子全倒进去，肯定会溢出来。一开始要慢慢的倒，然后发现都能够倒进去，就加快速度。这叫做慢启动。

一个 TCP 连接开始

• cwnd 设置为一个报文段，一次只能发送 1 个；
• 当收到这一个确认的时候，cwnd 加 1，于是一次能够发送 2 个；
• 当这两个包的确认到来的时候，每个确认的 cwnd 加 1，两个确认 cwnd 加 2，于是一次能够发送 4 个；
• 当这四个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加 1，四个确认 cwnd 加 4，于是一次能够发送 8 个。

    从上面这个过程可以看出，这是指数性的增长。

    但是涨到什么时候是个头呢？一个值 ssthresh 为 65535 个字节，当超过这个值的时候，就会将将增长速度降下来。

    此时，每收到一个确认后，cwnd 增加 1/cwnd。一次发送 8 个，当 8 个确认到来的时候，每个确认增加 1/8，8个确认一共增加 1，于是一次就能够发送 9 个，变成了线性增长。

    即使增长变成了线性增长，还是会出现“溢出”的情况，出现拥塞。这时候一般就会直接降低倒水的速度，等待溢出的水慢慢渗透下去。

    拥塞的一种变现形式是丢包，需要超时重传。这个时候，将 ssthresh 设为 cwnd/2，将 cwnd 设为 1，重新开始慢启动。也就是，一旦超时重传，马上“从零开始”。

    很明显，这种方式太激进了，将一个高速的传输速度一下子停了下来，会造成网络卡顿。

    前面有提过快速重传算法。当接收端发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的 ACK，告诉发送端要赶紧给我发下一个包，别等超时再重传。TCP 认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分，cwnd 变为 cwnd/2，然后 sshthresh = cwnd。当三个包返回的时候，cwnd = sshthresh + 3。

    可以看出这种情况下降速没有那么激进，cwnd 还是在一个比较高的值，呈线性增长。下图是两者的对比。

    就像前面说的一样，正是这种知进退，使得时延在很重要的情况下，反而降低了速度。但是，我们仔细想一想，TCP 的拥塞控制主要用来避免的两个现象都是有问题的。

    第一个问题是丢包。丢包并不一定表示通道满了，也可能是管子本来就”漏水”。就像公网上带宽不满也会丢包，这个时候就认为拥塞，而降低发送速度其实是不对的。

    第二个问题是 TCP 的拥塞控制要等到将中间设备都填满了，才发送丢包，从而降低速度。但其实，这时候降低速度已经晚了，在将管道填满后，不应该接着填，直到发生丢包才降速。

    为了优化这两个问题，后来就有了 TCP BBR 拥塞算法。它企图找到一个平衡点，就是通过不断的加快发送速度，将管道填满，但是不要填满中间设备的缓存，因为这样时延会增加，在这个平衡点可以很好的达到高带宽和低时延的平衡。

    下图是 BBR 算法与普通 TCP 的对比：

小结

• 顺序问题、丢包问题、流量控制都是通过滑动窗口来解决的。这就相当于领导和员工的备忘录，布置过的工作要有编号，干完了有反馈，活不能派太多，也不能太少；
• 拥塞控制是通过拥塞窗口来解决的，相当于往管道里面倒水，快了容易溢出，慢了浪费带宽，要摸着石头过河，找到最优值。

参考：

1. The TCP/IP Guide；
2. 百度百科 - TCP词条；
3. 刘超 - 趣谈网络协议系列课；