tcp超时重传时间设置(什么是TCP超时重传)

计算机网络七层模型中，传输层有两个重要的协议：（1）用户数据报协议UDP (User Datagram Protocol)（2）传输控制协议TCP (Transmission Control Protocol)UDP 在传送数据之前不需要先建立连接。远地主机的运输层在收到UDP 报文后，不需要给出任何确认。虽然UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下UDP 却是一种最有效的工作方式。TCP 则提供面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP 不提供广播或多播服务。由于TCP 要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销，如确认、流量控制、计时器以及连接管理等。UDP 的主要特点是：首部手段很简单，只有8 个字节，由四个字段组成，每个字段的长度都是两个字节。前面已经讲过，每条TCP 连接有两个端点，TCP 连接的端点叫做套接字（socket）或插口。套接字格式如下：套接宁socket= (IP 地址：端口号’）每一条TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接宇）所确定。即：TCP 连接＝ {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}3次握手链接4次握手释放链接断开连接请求可以由客户端发出，也可以由服务器端发出，在这里我们称A端向B端请求断开连接。各个状态节点解释如下：下面为了讨论问题的万便，我们仅考虑A发送数据而B 接收数据并发送确认。因此A 叫做发送方，而B 叫做接收方。“停止等待”就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。在收到确认后再发送下一个分组。使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ (Automatic Repeat reQuest）。意思是重传的请求是自动进行的。接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。滑动窗口协议比较复杂，是TCP 协议的精髓所在。这里先给出连续ARQ 协议最基本的概念，但不涉提到许多细节问题。详细的滑动窗口协议将在后面讨论。下图表示发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的5 个分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。连续ARQ 协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。接收方一般都是采用累积确认的方式。这就是说，接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是可以在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都己正确收到了。累积确认的优点是容易实现，即使确认丢失也不必重传。但缺点是不能向发送方反映出接收方己经正确收到的所有分组的信息。例如，如果发送方发送了前5 个分组，而中间的第3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做Go-back-N （回退N ），表示需要再退回来重传己发送过的N 个分组。可见当通信线路质量不好时，连续ARQ 协议会带来负面的影响。TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。现假定A 收到了B 发来的确认报文段，其中窗口是20 （字节），而确认号是31 （这表明B 期望收到的下一个序号是31 ，而序号30 为止的数据己经收到了）。根据这两个数据， A 就构造出自己的发送窗口，其位置如图所示。发送窗口表示：在没有收到B 的确认的情况下， A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是己经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。发送窗口后沿的后面部分表示己发送且己收到了确认。这些数据显然不需要再保留了。而发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送的，因为接收方都没有为这部分数据保留临时存放的缓存空间。现在假定A 发送了序号为31 ～ 41 的数据。这时发送窗口位置并未改变，但发送窗口内靠后面有11个字节（灰色小方框表示）表示己发送但未收到确认。而发送窗口内靠前面的9 个字节（ 42 ～ 50 ）是允许发送但尚未发送的。】再看一下B 的接收窗口。B 的接收窗口大小是20，在接收窗口外面，到30 号为止的数据是已经发送过确认，并且己经交付给主机了。因此在B 可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31～50）足允许接收的。B 收到了序号为32 和33 的数据，这些数据没有按序到达，因为序号为31 的数据没有收到（也许丢失了，也许滞留在网络中的某处）。请注意， B 只能对按序收到的数据中的最高序号给出确认，因此B 发送的确认报文段中的确认号仍然是31 （即期望收到的序号）。现在假定B 收到了序号为31 的数据，并把序号为31～33的数据交付给主机，然后B删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号，同时给A 发送确认，其中窗口值仍为20，但确认号是34，这表明B 已经收到了到序号33 为止的数据。我们注意到，B还收到了序号为37, 38 和40 的数据，但这些都没有按序到达，只能先存在接收窗口。A收到B的确认后，就可以把发送窗口向前滑动3个序号，指针P2 不动。可以看出，现在A 的可用窗口增大了，可发送的序号范围是42～53。整个过程如下图：A 在继续发送完序号42-53的数据后，指针P2向前移动和P3重合。发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认。由于A 的发送窗口己满，可用窗口己减小到0，因此必须停止发送。上面已经讲到， TCP 的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。这种重传的概念是很简单的，但重传时间的选择却是TCP 最复杂的问题之一。TCP采用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT，TCP 保留了RTT的一个加权平均往返时间RTTs （这又称为平滑的往返时间， S 表示Smoothed 。因为进行的是加权平均，因此得出的结果更加平滑）。每当第一次测量到RTT样本时， RTTs值就取为所测量到的RTT样本值。但以后每测量到一个新的RTT样本，就按下式重新计算一次RTTs:新的RTTs = (1 － α）×（旧的RTTs) ＋ α ×（新的RTT样本）α 越大表示新的RTTs受新的RTT样本的影响越大。推荐的α 值为0.125，用这种方法得出的加权平均往返时间RTTs 就比测量出的RTT值更加平滑。显然，超时计时器设置的超时重传时间RTO (RetransmissionTime-Out）应略大于上面得出的加权平均往返时间RTTs。RFC 2988 建议使用下式计算RTO:RTO = RTTs + 4 × RTTdRTTd是RTT 的偏差的加权平均值，它与RTTs和新的RTT样本之差有关。计算公式如下：新的RTTd= (1- β）×（旧的RTTd) + β × |RTTs－新的RTT样本|发现问题：如图所示，发送出一个报文段。设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过了一段时间后，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？若收到的确认是对重传报文段的确认，但却被源主机当成是对原来的报文段的确认，则这样计算出的RTTs 和超时重传时间RTO 就会偏大。若后面再发送的报文段又是经过重传后才收到确认报文段，则按此方法得出的超时重传时间RTO 就越来越长。若收到的确认是对原来的报文段的确认，但被当成是对重传报文段的确认，则由此计算出的RTTs 和RTO 都会偏小。这就必然导致报文段过多地重传。这样就有可能使RTO 越来越短。Kam 提出了一个算法：在计算加权平均RTTs 时，只要报文段重传了就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均RTTs 和RTO 就较准确。新问题：设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据Kam 算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。解决方案：对Kam 算法进行修正，方法是z报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO 增大一些。典型的做法是取新的重传时间为2 倍的旧的重传时间。当不再发生报文段的重传时，才根据上面给出的公式计算超时重传时间。流量控制（flow control）就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP 连接上实现对发送方的流量控制。接收方的主机B 进行了三次流量控制。第一次把窗口减小到rwnd =300，第二次又减到rwnd = 100 ，最后减到rwnd = 0 ，即不允许发送方再发送数据了。这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机B 重新发出一个新的窗口值为止。我们还应注意到，B 向A 发送的三个报文段都设置了ACK=1，只有在ACK=1 时确认号字段才有意义。发生死锁：现在我们考虑一种情况。上图中， B 向A 发送了零窗口的报文段后不久， B 的接收缓存又有了一些存储空间。于是B 向A 发送了rwnd = 400 的报文段。然而这个报文段在传送过程中丢失了。A 一直等待收到B 发送的非零窗口的通知，而B 也一直等待A 发送的数据。如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。解决方案：TCP 为每一个连接设有一个持续计时器（persistence timer）。只要TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带1 宇节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。1 TCP连接时是三次握手，那么两次握手可行吗？在《计算机网络》中是这样解释的：已失效的连接请求报文段”的产生在这样一种情况下：client发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某个网络结点长时间的滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达server。本来这是一个早已失效的报文段。但server收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是client再次发出的一个新的连接请求。于是就向client发出确认报文段，同意建立连接。假设不采用“三次握手”，那么只要server发出确认，新的连接就建立了。由于现在client并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬server的确认，也不会向server发送ACK包。这样就会白白浪费资源。而经过三次握手，客户端和服务器都有应有答，这样可以确保TCP正确连接。2 为什么TCP连接是三次，挥手确是四次？在TCP连接中，服务器端的SYN和ACK向客户端发送是一次性发送的，而在断开连接的过程中，B端向A端发送的ACK和FIN是是分两次发送的。因为在B端接收到A端的FIN后，B端可能还有数据要传输，所以先发送ACK，等B端处理完自己的事情后就可以发送FIN断开连接了。3 为什么在第四次挥手后会有2个MSL的延时？MSL是Maximum Segment Lifetime，最大报文段生存时间，2个MSL是报文段发送和接收的最长时间。假定网络不可靠，那么第四次发送的ACK可能丢失，即B端无法收到这个ACK，如果B端收不到这个确认ACK，B端会定时向A端重复发送FIN，直到B端收到A的确认ACK。所以这个2MSL就是用来处理这个可能丢失的ACK的。1 文件传送协议文件传送协议FTP (File Transfer Protocol) [RFC 959］是因特网上使用得最广泛的文件传送协议，底层采用TCP协议。盯P 使用客户服务器方式。一个FTP 服务器进程可同时为多个客户进程提供服务。FTP的服务器进程由两大部分组成：一个主进程，负责接受新的请求：另外有若干个从属进程，负责处理单个请求。在进行文件传输时，客户和服务器之间要建立两个并行的TCP 连接：“控制连接”（21端口）和“数据连接”（22端口）。控制连接在整个会话期间一直保持打开， FTP 客户所发出的传送请求，通过控制连接发送给服务器端的控制进程，但控制连接并不用来传送文件。实际用于传输文件的是“数据连接”。服务器端的控制进程在接收到FTP 客户发送来的文件传输请求后就创建“数据传送进程”和“数据连接”，用来连接客户端和服务器端的数据传送进程。2 简单文件传送协议TFTPTCP/IP 协议族中还有一个简单文件传送协议TFfP (Trivial File Transfer Protocol），它是一个很小且易于实现的文件传送协议，端口号69。TFfP 也使用客户服务器方式，但它使用UDP 数据报，因此TFfP 需要有自己的差错改正措施。TFfP 只支持文件传输而不支持交耳。3 TELNETTELNET 是一个简单的远程终端协议，底层采用TCP协议。TELNET 也使用客户服务器方式。在本地系统运行TELNET 客户进程，而在远地主机则运行TELNET 服务器进程，占用端口23。4 邮件传输协议一个电子邮件系统应具如图所示的三个主要组成构件，这就是用户代理、邮件服务器，以及邮件发送协议（如SMTP ）和邮件读取协议（如POP3)， POP3 是邮局协议（Post Office Protocol）的版本3 。SMTP 和POP3 （或IMAP ）都是在TCP 连接的上面传送邮件，使用TCP 的目的是为了使邮件的传送成为可靠的。

查看原文图中黑色那条就是因为定时器超时仍没有收到 ACK，所以引起了发送方超时重传。实际上 TCP 有两个阈值来决定如何重传同一个报文段：一是愿意重传的次数 R1、二是应该放弃当前连接的时机 R2。R1 和 R2 的值应分别至少为 3 次和 100 秒，如果超过任何一个但还没能重传成功，会放弃该连接。当然这两个值是可以设置的，在不同系统里默认值也不同。那么如何设定一个合适的超时的值呢？假设 TCP 工作在静态环境中，这很容易，但真实网络环境不断变化，需要根据当前状态来设定合适的值。RTO（retransmission timeout）一般是根据RTT（round trip time）也就是往返时间来设置的。若 RTO 小于 RTT，则会造成很多不必要的重传；若 RTO 远大于 RTT，则会降低整体网络利用率，RTO 是保证 TCP 性能的关键。并且不同连接的RTT不相同，同一个连接不同时间的 RTT 也不相同，所以 RTO 的设置一直都是研究热点。所以凭我们的直觉，RTO 应该比 RTT 稍大：​RTO=RTT+Δt那么，RTT 怎么算呢：​SRTT=(1−α)×SRTT+α×RTTnewSRTT(smooth RTT)，RTTnew 是新测量的值。如上，为了防止 RTT 抖动太大，给了一个权值a，也叫平滑因子。a 的值建议在 10%~20%。举个例子，当前 RTTs=200ms，RTTs=200ms，最新一次测量的 RTT=800ms，RTT=800ms，那么更新后的 RTTs=200×0.875+800×0.125=275ms，RTTs=200×0.875+800×0.125=275ms.Δt如何得到呢？RFC 2988 规定：​RTO=SRTT+4×RTTD因此，按照上面的定义，Δt=4×RTTD. 而 RTTD 计算公式如下：​RTTD=(1−β)×RTTD+β×|SRTT−RTTnew|实际上，RTTD 就是一个均值偏差，它就相当于某个样本到其总体平均值的距离。这就好比你的成绩与你班级平均成绩差了多少。RFC 推荐 β=0.25。根据前面的公式，我们可以得到 RTO。一旦超过 RTO 还没收到 ACK，就会引起发送方重传。但如果重传后还是没有在 RTO 时间内收到 ACK，这时候会认为是网络拥堵，会引发 TCP 拥塞控制行为，使 RTO 翻倍。则第 n 次重传的 RTOn 值为：​RTOn=2^(n−1)×RTO1下图是一个例子：如上，在时间为0.22531时开始第一次重传，此后重传时间开始指数增大，（在尝试了8次后停下，说明其 R2 的值可能为8）。前面说了 RTO 的公式，它和 RTT 有关，那么每一次的 RTT 是如何得到的呢？在之前 TCP 连接管理的时候讲过，TCP有一个 TSOPT (timestamp option) 选项，它包含两个时间戳值。它允许发送者在报文中带上一个32比特的时间戳值（TSV），然后接收方 将收到的值原封不动的填入 ACK 报文段中 TSOPT 选项的第二部分，时间戳回显字段（TSER）。发送方收到 ACK 以后，将当前时间戳减去 TSOPT 选项的 TSER 就可得到精确的RTT值。还有另一个重要的细节，如果测量 RTT 的样本出现了超时重传，但是我们收到了 ACK 时无法分辨是对哪一次的确认，这时候 RTT 的值可能是不正确的。因此，Karn 算法规定：此时不更新 RTTnew 的值。并且如果发生再次重传，则采用退避后的 RTO 的值，直到发送成功，退避指数重新设定为 1 。假设有三个数据包依次发送，1号和3号先到达，2号数据包由于网络因素最后到达。接收方收到3号时，会发送一个1号的冗余 ACK，然后2号到达，此时会发送一个3号的累积 ACK 表明这三个到达。在这个例子里，3号 ACK 并没有立即返回，发送方收到3号的 ACK 后，根据其 TSER 计算此时的 RTT，就会导致发送方过高的估计 RTT，降低重传积极性，使得 RTO 相应增大，当然这在失序时是有好处的，因为过分积极会导致大量的伪重传。如下图，在发送第四个 ACK 后出现延迟高峰，导致发送方在 RTO 时间内没有收到 5 ~ 8 的 ACK，于是发生重传，然后之前的 ACK 到达，于是又依次发送 6 ~ 8，就导致了不必要的重传。可以用 Eifel 算法来解决（略）。从前面可以看出，TCP 可以学习链路特征，如 RTT、SRTT 等，但一旦连接关闭，这些信息就会丢失。即使相同的接收方与发送方建立新的连接，也必须从头开始“学习”。较新的 TCP 实现维护了这些值，在 Linux 中可以通过如下命令查看：在大多数情况下，计时器超时并触发重传是不必要的，也不是期望的，因为 RTO 通常是大于 RTT（约2倍或更大），因此基于计时器的重传会导致网络利用率降低。首先我们要知道，接收方收到失序报文段时，应立即生成确认信息（重复 ACK），以便发送方尽快、高效地填补空缺。而发送方在收到重复 ACK 时，无法判断是由于数据包丢失还是仅仅因为延迟，所以发送方等待一定数目的重复 ACK （重复 ACK 阈值，dupthresh），这时可以认为是数据包丢失，即便还未超时，也立即发送丢失的分组。所以快速重传概括如下：TCP 发送方在观测到至少 dupthresh ( 通常是 3 ) 个重复 ACK，立即重传，而不必得到计时器超时。当然也可以同时发送新的数据。当然快速重传也会造成一些问题。在轻微失序的情况下(左图)，不会有什么影响。但在严重失序时(右图)，4号数据包延迟到达，接收方发送 4 个冗余 ACK ，让发送方认为 4 号分组丢失，造成伪快速重传。尽管可能性较小，但 IP 协议也可能将单个包传输多次。假如 IP 协议将一个包传输了 4 次，然后发送方接收到 3 个冗余 ACK ，也会让发送方以为分组丢失，导致伪快速重传。在上一篇文章中提到过 TCP 的 SACK 选项，它通过若干个 SACK 块来帮助发送方知道接收方有哪些空缺，可以减少不必要的重传。接收端在 TCP 连接建立期间收到 SACK 选项即可生成 SACK。通常来说，当收到失序报文段，接收方就会生成 SACK。第一个 SACK 块包含的应该是最近收到的报文段的序列号范围。由于 SACK 选项空间有限，应尽可能向发送方提供最新信息。其余的 SACK 按先后顺序依次排列，也就是说，该 ACK 报文段除了包含最新接收的序列号信息，还应重复之前的 SACK 信息。这是因为 ACK 报文段是没有重发机制的，可能会丢失，重复提高了其鲁棒性。发送方应该充分利用 SACK 信息来进行重传，称为选择性重传。发送方记录累积 ACK 信息和 SACK 信息，当接收到相应序列号范围内的 ACK 时，在其重传缓存中标记该报文段重传成功。

上文 浅谈TCP（1）：状态机与重传机制 介绍了TCP的状态机与重传机制。本文介绍 流量控制 （Flow Control，简称流控）与 拥塞控制 （Congestion Control）。TCP依此保障网络的 QOS （Quality of Service）。根据前文对TCP超时重传机制的介绍，我们知道Timeout的设置对于重传非常重要：而且，这个超时时间在不同的网络环境下不同，必须动态设置。为此，TCP引入了 RTT （Round Trip Time，环回时间）：一个数据包从发出去到回来的时间。这样，发送端就大约知道正常传输需要多少时间，据此计算 RTO （Retransmission TimeOut，超时重传时间）。 听起来似乎很简单：在发送方发包时记下t0，收到接收方的Ack时记一个t1，于是RTT = t1 – t0。然而，这只是一个采样，不能代表网络环境的普遍情况。RFC793 中定义了一个 经典算法 ：经典算法描述了RTO计算的基本思路，但还有一个重要问题：RTT的采样取“第一次发Seq+收Ack的时间”，还是“重传Seq+收Ack的时间”？如图：问题的本质是：发送方无法区分收到的Ack对应第一次发的Seq还是重传的Seq（进入网络就都一样了）。针对该问题， Karn / Partridge 算法选择回避重传的问题： 忽略重传的样本，RTT的采样只取未产生重传的样本 。简单的忽略重传样本也有问题：假设当前的RTO很小，突然发生网络抖动，延时剧增导致要重传所有的包；由于忽略重传样本，RTO不会被更新，于是继续重传使网络更加拥堵；拥堵导致更多的重传，恶性循环直至网络瘫痪。Karn / Partridge算法用了一个取巧的办法： 只要一发生重传，就将现有的RTO值翻倍（指数回退策略），待网络恢复后再仿照经典算法逐渐平滑以降低RTO 。该算法已经做到可用，然而网络抖动对性能的影响比较大。前面两种算法均使用加权移动平均算法做平滑，这种方法的最大问题是：很难发现RTT值上的较大波动，因为被平滑掉了（1 - a比较小，即最新RTT的权重小）。针对该问题， Jacobson / Karels 算法引入了最新采样的RTT值和平滑过的SRTT值的差距做因子，即 DevRTT （Deviation RTT，RTT的偏离度），同时考虑SRTT带来的惯性和DevRTT带来的波动：Linux 2.6采用该算法计算RTO，默认取α = 0.125, β = 0.25, μ = 1, ∂ = 4（玄学调参，你懂的）。TCP使用 滑动窗口 （Sliding Window）做流量控制与 乱序重排 。乱序重排在TCP的重传机制中已经介绍，下面介绍流量控制。TCP头里有一个字段叫Window（或Advertised Window）， 用于接收方通知发送方自己还有多少缓冲区可以接收数据 。发送方根据接收方的处理能力来发送数据，不会导致接收方处理不过来，是谓流量控制。暂且把Advertised Window当做滑动窗口，更容易理解滑动窗口如何完成流量控制，后面介绍拥塞控制时再说明二者的区别。观察TCP协议的发送缓冲区和接收缓冲区：假设位置序号从左向右增长（常见的读、写缓冲区设计），解释一下：据此在接收方计算 AdvertisedWindow ，在发送方计算 EffectiveWindow ：AdvertisedWindow衡量接收方还能接收的数据量，发送方要根据AdvertisedWindow决定接下来发送的数据量上限，即EffectiveWindow（可能为0）。由于乱序问题的存在，LastByteRcvd可能指向Seq(LastByteSent)，而Seq(LastByteAcked + 1)至Seq(LastByteSent - 1)都还在路上 ，即将到达接收方，最好的情况是不丢包（丢包后会重传）， 则LastByteRcvd之后、接收缓冲区边界之前的空间就是发送方下一次发送数据的长度上限 （重传不属于下一次发送），因此， AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – (LastByteRcvd - LastByteRead) 。LastByteRcvd还可能指向Seq(LastByteAcked)（一个新包都没有收到） ，显然AdvertisedWindow的公式不变， 而Seq(LastByteAcked + 1)至Seq(LastByteSent)都还在路上 ，未来将到达接收方，进入接收缓冲区，则“还在路上的Seq(LastByteAcked + 1)至Seq(LastByteSent)”不应超过接收缓冲区的剩余空间AdvertisedWindow（目前等于MaxRcvBuffer），这要求的是上一次发送满足LastByteSent - LastByteAcked ≤ AdvertisedWindow， 那么LastByteSent之后、接收缓冲区剩余空间边界之前的空间就是发送方窗口内剩余可发送数据的长度上限 ，因此， EffectiveWindow = AdvertisedWindow - (LastByteSent - LastByteAcked) 。以下是一个发送缓冲区的滑动窗口：上图分为4个部分：其中， #2 + #3 组成了滑动窗口，总大小不超过AdvertisedWindow，二者比例受到接收方的处理速度与网络情况的影响（如果丢包严重或处理速度慢于发送速度，则 #2:#3 会越来越大）。以下是一个AdvertisedWindow的调整过程，EffectiveWindow随之变化：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）的发送窗口size给降成0的。对于接收方来说，此时接收缓冲区确实已经满了，因此令发送方的发送窗口size降为0以暂时禁止发送是合理的。那么，等接收方的接收缓冲区再空出来，怎么通知发送方新的window size呢？针对这个问题，为TCP设计了ZWP技术（Zero Window Probe，零窗通告）：发送方在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来Ack他的Window尺寸；ZWP的重传也遵循指数回退策略，默认重试3次；如果3次后window size还是0，则认为接收方出现异常，发RST重置连接（部分文章写的是重试到window size正常？？？）。注意：只要有等待的地方都可能出现DDoS攻击，Zero Window也不例外。一些攻击者会在和服务端建好连接发完GET请求后，就把Window设置为0，于是服务端就只能等待进行ZWP；然后攻击者再大量并发发送ZWP，把服务器端的资源耗尽。（客户端等待怎么耗服务端？？？）为什么要进行拥塞控制？假设网络已经出现拥塞，如果不处理拥塞，那么延时增加，出现更多丢包，触发发送方重传数据，加剧拥塞情况，继续恶性循环直至网络瘫痪。可知，拥塞控制与流量控制的适应场景和目的均不同。拥塞发生前，可避免流量过快增长拖垮网络；拥塞发生时，唯一的选择就是降低流量。主要使用4种算法完成拥塞控制：算法1、2适用于拥塞发生前，算法3适用于拥塞发生时，算法4适用于拥塞解决后（相当于拥塞发生前）。在正式介绍上述算法之前，先补充下 rwnd （Receiver Window，接收者窗口）与 cwnd （Congestion Window，拥塞窗口）的概念：介绍流量控制时，我们没有考虑cwnd，认为发送方的滑动窗口最大即为rwnd。实际上， 需要同时考虑流量控制与拥塞处理，则发送方窗口的大小不超过 min{rwnd, cwnd}。下述4种拥塞控制算法只涉及对cwnd的调整，同介绍流量控制时一样，暂且不考虑rwnd，假定滑动窗口最大为cwnd；但读者应明确rwnd、cwnd与发送方窗口大小的关系。慢启动算法 （Slow Start）作用在拥塞产生之前： 对于刚刚加入网络的连接，要一点一点的提速，不要妄图一步到位 。如下：因此，如果网速很快的话，Ack返回快，RTT短，那么，这个慢启动就一点也不慢。下图说明了这个过程：前面说过，当cwnd >= ssthresh（通常ssthresh = 65535）时，就会进入 拥塞避免算法 （Congestion Avoidance）： 缓慢增长，小心翼翼的找到最优值 。如下：慢启动算法主要呈指数增长，粗犷型，速度快（“慢”是相对于一步到位而言的）；而拥塞避免算法主要呈线性增长，精细型，速度慢，但更容易在不导致拥塞的情况下，找到网络环境的cwnd最优值。慢启动与拥塞避免算法作用在拥塞发生前，采取不同的策略增大cwnd；如果已经发生拥塞，则需要采取策略减小cwnd。那么，TCP如何判断当前网络拥塞了呢？很简单，如果发送方发现有Seq发送失败（表现为“丢包”），就认为网络拥塞了。丢包后，有两种重传方式，对应不同的网络情况，也就对应着两种拥塞发生时的控制算法：可以看到，不管是哪种重传方式，ssthresh都会变成cwnd的一半，仍然是 指数回退，待拥塞消失后再逐渐增长回到新的最优值 ，总体上在最优值（动态）附近震荡。回退后，根据不同的网络情况，可以选择不同的恢复算法。慢启动已经介绍过了，下面介绍快速恢复算法。如果触发了快速重传，即发送方收到至少3次相同的Ack，那么TCP认为网络情况不那么糟，也就没必要提心吊胆的，可以适当大胆的恢复。为此设计 快速恢复算法 （Fast Recovery），下面介绍TCP Reno中的实现。回顾一下，进入快速恢复之前，cwnd和sshthresh已被更新：然后，进入快速恢复算法：下面看一个简单的图示，感受拥塞控制过程中的cwnd变化：

rfc5681详细说明了TCP的四个拥塞控制算法：慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。或者，利用选择性确认 (SACK) 的 TCP 可以利用 SACK 信息来确定何时传入的ACK是“重复”。慢启动和拥塞避免算法在TCP发送端使用，用于控制进入网络的数据量。为了实现这两个算法，在TCP的per-connection阶段引入了两个变量：开始向未知情况的网络进行传输时要求TCP缓慢探测网络以确定可用带宽，从而避免不适当的爆发数据造成网络拥塞。慢启动算法的目标：在 传输开始阶段（采用慢启动算法） 和 重传定时器检测到丢包之后（重启慢启动算法） 避免网络拥塞。另外，慢启动使用"ACK clock"。"ACK clock"在TCP发送端使用，被用于 慢启动、拥塞避免 以及 丢包恢复算法。cwnd 的初始值 IW 根据 SMSS 的大小而设置：ssthresh 可以设置为任意高度，但 ssthresh 在遇到拥塞时必须降低。将 ssthresh 设置尽可能高可以自适应网络条件，而不是一些采用任意的主机限制来决定发送速率。在某些 cases 下，例如系统对网络路径有充分的了解，那么更谨慎地设置 ssthresh 初始值可能有好处。何时使用慢启动算法、拥塞避免算法在慢启动期间，TCP的cwnd在每接收到一个新数据的递增确认的ACK后至少增长SMSS个字节。当cwnd的大小超过ssthresh后或当观察到拥塞后 慢启动结束。虽然传统的 TCP 实现会在收到覆盖新数据的 ACK 后精确地通过 SMSS 字节增加 cwnd，但我们建议 TCP 实现增加 cwnd：其中 N 是在到来的 ACK 中确认的先前未确认的字节数（接收端会采用累积确认、延迟确认等算法，因此存在先前未确认的字节数）。并且不能每个ACK都增加cwnd的大小，毕竟会存在重复的ACK。在拥塞避免期间，TCP的cwnd在每个往返时间（RTT）增加一个 full-sized segment。拥塞避免算法持续到发生拥塞。在拥塞避免期间增加 cwnd 的基本准则是：在拥塞避免期间增加 cwnd 的推荐方法是计算新数据的 ACK 已确认的字节数 (同 slow start)，但不能每个 RTT 触发的 cwnd 的增长不能超过 SMSS bytes。当确认的字节数达到 cwnd，可以增长 SMSS bytes 。在拥塞避免期间，TCP可以使用的另一个通用的公式是:在每个确认新数据的 ACK 到来时执行此调整。该公式为每个 RTT 将 cwnd 增加 1 个 full-sized segment 的基本原理提供了可接受的近似值。实现说明：同：异：当TCP发送端通过重传定时器检测到 segment loss 且该 segment 尚未通过重传定时器重新发送时， 此时 ssthresh 的值必须重新设置为不超过下列等式中给出的值：其中，FlightSize 是网络中未完成数据的数量。另一方面，当TCP发送端通过重传定时器检测到 segment loss 且该 segment 已经通过重传定时器重新发送至少一次时，此时 ssthresh 的值保持不变。实现说明：此外，在超时（Retransimission Timer）时，cwnd 必须设置为不超过丢失窗口 LW，LW 等于 1 个 full-sized segment（无论 IW 的值如何）。 因此，在重传 loss segment 后，TCP 发送方使用慢启动算法将窗口从1 个 full-sized segment 增加到新的 ssthresh 值，此后再次使用拥塞避免算法。超时后基于慢启动的丢失恢复（loss recovery）可能会导致虚假重传，从而触发重复确认。 在 TCP 实现中，对这些重复 ACK 到达的反应差异很大。 本文档没有具体说明如何处理此类确认，但可以指出这是一个可以从额外关注、实验和规范中受益的领域。当一个乱序的 segment 到达时，TCP的接收端立即发送一个重复的 ACK 。这个 ACK 的目的是通知 发送端：接收端接收到了一个乱序的 segment 以及接收端目前期待收到的序列号。从发送端的视角来看，重复的 ACK 可能会引起一些网络问题。另外，当TCP 的接收端接收到的 segment 填充空间中全部或部分间隙时，TCP接收端应该立即发送 ACK 。这将为发送方的超时重传、快速重传或高级丢失恢复算法等方法提供更及时的信息。TCP发送端基于到来的重复ACK，使用快速重传算法来检测和修复丢包。快速重传算法：快速重传算法使用3个重复的ACK作为一个segment已丢失的指示，在接收到3个重复的ACK后，TCP重新传输看似丢失的segment，而无需等待重传计时器的触发。快速恢复算法：在快速重传算法发送看似丢失的 segment 之后，快速恢复算法控制新数据的传输，直到非重复的ACK到达。收到重复的ACK不执行慢启动的原因：收到重复的ACK不能完全表明一个 segment 已经丢失，因为该部分 segment 最可能已经离开了网络（segment 在接收端的缓冲区中，不再被视作网络资源）。此外，由于保留了 ACK 的时钟（重传定时器），TCP发送端可以继续传输新的 segments 。上面描述的 TCP 拥塞控制算法的一个已知问题是：TCP在空闲一段相对长的时间之后，TCP将被允许传输潜在的不适当的流量突发。[Jac88] 建议 TCP 在相对较长的空闲期后使用慢启动来重新启动传输。 慢启动用于重新启动 ACK 时钟，就像它在传输开始时所做的那样。 该机制已以下列方式广泛部署。 当 TCP 在超过一次重传超时时长后仍未收到一个 segment 时，cwnd 会在传输开始前减小到重新启动窗口 (RW) 的值。出于本标准的目的，我们定义RW = min(IW,cwnd)。因此，如果 TCP 在超过重传超时的时间间隔内没有发送数据，则 TCP 应该在开始传输之前将 cwnd 设置为不超过 RW。[RFC112] 提出的 延迟应答算法 可以应用在TCP的接收端。当然在采用 延迟应答 时，TCP的接收端不必过度延迟应答。延迟应答的算法：在某些情况下，发送方和接收方可能无法就什么构成 full-sized segment 达成一致。 如果每次从发送方接收到 2*RMSS 字节的新数据时至少发送一个 ACK，则认为实现符合此要求，其中 RMSS 是接收方指定给发送方的最大段大小（或默认值 536 字节，根据 [RFC1122]，如果接收方在连接建立期间未指定 MSS 选项）。当检测到数据窗口中的第一次丢失时，ssthresh 必须设置为不超过等式给出的值。 其次，在修复新的数据窗口中的所有 lost segments 之前，每个 RTT 中传输的segments 必须不超过检测到丢失时未完成的segment的数量的一半。 最后，在给定的段窗口中的所有损失最后，在给定的段窗口中的所有丢失都已成功重传后，cwnd 必须设置为不超过 ssthresh，并且必须使用拥塞避免来进一步增加 cwnd。 在两个连续的数据窗口中丢失，或丢失重传，应被视为拥塞的两个指示，因此，在这种情况下，cwnd（和 ssthresh）必须降低两次。我们建议 TCP 实施者采用某种形式的高级丢失恢复，可以应对数据窗口中的多个丢失。 [RFC3782] 和 [RFC3517] 中详述的算法符合上述一般原则。 我们注意到，虽然这不是符合上述一般原则的仅有的两种算法，但这两种算法已经过社区审查，目前处于标准轨道上。本文档要求 TCP 在重传超时和重复确认到达的情况下降低其发送速率。 因此，攻击者可以通过导致数据包或其确认丢失，或者通过伪造过多的重复确认来损害 TCP 连接的性能。为了响应 [SCWA99] 中概述的 ACK 分割攻击，本文档建议根据每个到达的 ACK 中新确认的字节数而不是每个到达的 ACK 上的特定常量来增加拥塞窗口（ cwnd += min (N, SMSS) ，N 是在到来的 ACK 中确认的先前未确认的字节数）。互联网在很大程度上依赖于这些算法的正确实施，以保持网络稳定性并避免拥塞崩溃。 攻击者可以通过伪造过多的重复确认或对新数据的过多确认，使 TCP 端点在面对拥塞时做出更积极的响应。 可以想象，这样的攻击可能会使网络的一部分陷入拥塞崩溃。

TCP通过在发送时设置一个定时器来解决这种问题。如果当定时器溢出时还没有收到确认,它就重传该数据。对任何实现而言,关键之处就在...