TCP協(xié)議靈魂 12 問做弱電的你一定會用得到

TCP協(xié)議靈魂12問，做弱電的你一定會用得到先亮出這篇文章的思維導(dǎo)圖TCP作為傳輸層的協(xié)議，是一個軟件工程師素養(yǎng)的體現(xiàn)，也是面試中經(jīng)常被問到的知識點。在此，我將TCP核心的一些問題梳理了一下，希望能幫到各位。001.能不能說一說TCP和UDP的區(qū)別？首先概括一下基本的區(qū)別:TCP是一個面向連接的、可靠的、基于字節(jié)流的傳輸層協(xié)議。而UDP是一個面向無連接的傳輸層協(xié)議。(就這么簡單，其它TCP的特性也就沒有了)。具體來分析，和

UDP

相比，TCP

有三大核心特性:面向連接。所謂的連接，指的是客戶端和服務(wù)器的連接，在雙方互相通信之前，TCP需要三次握手建立連接，而UDP沒有相應(yīng)建立連接的過程?？煽啃?。TCP花了非常多的功夫保證連接的可靠，這個可靠性體現(xiàn)在哪些方面呢？一個是有狀態(tài)，另一個是可控制。TCP會精準記錄哪些數(shù)據(jù)發(fā)送了，哪些數(shù)據(jù)被對方接收了，哪些沒有被接收到，而且保證數(shù)據(jù)包按序到達，不允許半點差錯。這是有狀態(tài)。當意識到丟包了或者網(wǎng)絡(luò)環(huán)境不佳，TCP會根據(jù)具體情況調(diào)整自己的行為，控制自己的發(fā)送速度或者重發(fā)。這是可控制。相應(yīng)的，UDP就是無狀態(tài),

不可控的。面向字節(jié)流。UDP的數(shù)據(jù)傳輸是基于數(shù)據(jù)報的，這是因為僅僅只是繼承了IP層的特性，而TCP為了維護狀態(tài)，將一個個IP包變成了字節(jié)流。002:說說TCP三次握手的過程？為什么是三次而不是兩次、四次？戀愛模擬以談戀愛為例，兩個人能夠在一起最重要的事情是首先確認各自愛和被愛的能力。接下來我們以此來模擬三次握手的過程。第一次:男:

我愛你。女方收到。由此證明男方擁有愛的能力。第二次:女:

我收到了你的愛，我也愛你。男方收到。OK，現(xiàn)在的情況說明，女方擁有愛和被愛的能力。第三次:男:

我收到了你的愛。女方收到?，F(xiàn)在能夠保證男方具備被愛的能力。由此完整地確認了雙方愛和被愛的能力，兩人開始一段甜蜜的愛情。真實握手當然剛剛那段屬于扯淡，不代表本人價值觀，目的是讓大家理解整個握手過程的意義，因為兩個過程非常相似。對應(yīng)到TCP的三次握手，也是需要確認雙方的兩樣能力:

發(fā)送的能力和接收的能力。于是便會有下面的三次握手的過程:從最開始雙方都處于CLOSED狀態(tài)。然后服務(wù)端開始監(jiān)聽某個端口，進入了LISTEN狀態(tài)。然后客戶端主動發(fā)起連接，發(fā)送SYN,自己變成了SYN-SENT狀態(tài)。服務(wù)端接收到，返回SYN和ACK(對應(yīng)客戶端發(fā)來的SYN)，自己變成了SYN-REVD。之后客戶端再發(fā)送ACK給服務(wù)端，自己變成了ESTABLISHED狀態(tài)；服務(wù)端收到ACK之后，也變成了ESTABLISHED狀態(tài)。另外需要提醒你注意的是，從圖中可以看出，SYN是需要消耗一個序列號的，下次發(fā)送對應(yīng)的ACK序列號要加1，為什么呢？只需要記住一個規(guī)則:凡是需要對端確認的，一定消耗TCP報文的序列號。SYN需要對端的確認，而ACK并不需要，因此SYN消耗一個序列號而ACK不需要。為什么不是兩次？根本原因:無法確認客戶端的接收能力。分析如下:如果是兩次，你現(xiàn)在發(fā)了SYN報文想握手，但是這個包滯留在了當前的網(wǎng)絡(luò)中遲遲沒有到達，TCP以為這是丟了包，于是重傳，兩次握手建立好了連接?？此茮]有問題，但是連接關(guān)閉后，如果這個滯留在網(wǎng)路中的包到達了服務(wù)端呢？這時候由于是兩次握手，服務(wù)端只要接收到然后發(fā)送相應(yīng)的數(shù)據(jù)包，就默認建立連接，但是現(xiàn)在客戶端已經(jīng)斷開了。看到問題的吧，這就帶來了連接資源的浪費。為什么不是四次？三次握手的目的是確認雙方發(fā)送和接收的能力，那四次握手可以嘛？當然可以，100次都可以。但為了解決問題，三次就足夠了，再多用處就不大了。三次握手過程中可以攜帶數(shù)據(jù)么？第三次握手的時候，可以攜帶。前兩次握手不能攜帶數(shù)據(jù)。如果前兩次握手能夠攜帶數(shù)據(jù)，那么一旦有人想攻擊服務(wù)器，那么他只需要在第一次握手中的SYN報文中放大量數(shù)據(jù)，那么服務(wù)器勢必會消耗更多的時間和內(nèi)存空間去處理這些數(shù)據(jù)，增大了服務(wù)器被攻擊的風險。第三次握手的時候，客戶端已經(jīng)處于ESTABLISHED狀態(tài)，并且已經(jīng)能夠確認服務(wù)器的接收、發(fā)送能力正常，這個時候相對安全了，可以攜帶數(shù)據(jù)。同時打開會怎樣？如果雙方同時發(fā)

SYN報文，狀態(tài)變化會是怎樣的呢？這是一個可能會發(fā)生的情況。狀態(tài)變遷如下:在發(fā)送方給接收方發(fā)SYN報文的同時，接收方也給發(fā)送方發(fā)SYN報文，兩個人剛上了!發(fā)完SYN，兩者的狀態(tài)都變?yōu)镾YN-SENT。在各自收到對方的SYN后，兩者狀態(tài)都變?yōu)镾YN-REVD。接著會回復(fù)對應(yīng)的ACK+SYN，這個報文在對方接收之后，兩者狀態(tài)一起變?yōu)镋STABLISHED。這就是同時打開情況下的狀態(tài)變遷。003:說說TCP四次揮手的過程過程拆解剛開始雙方處于ESTABLISHED狀態(tài)?？蛻舳艘獢嚅_了，向服務(wù)器發(fā)送

FIN

報文，在TCP報文中的位置如下圖:發(fā)送后客戶端變成了FIN-WAIT-1狀態(tài)。注意,這時候客戶端同時也變成了half-close(半關(guān)閉)狀態(tài)，即無法向服務(wù)端發(fā)送報文，只能接收。服務(wù)端接收后向客戶端確認，變成了CLOSED-WAIT狀態(tài)?？蛻舳私邮盏搅朔?wù)端的確認，變成了FIN-WAIT2狀態(tài)。隨后，服務(wù)端向客戶端發(fā)送FIN，自己進入LAST-ACK狀態(tài)，客戶端收到服務(wù)端發(fā)來的FIN后，自己變成了TIME-WAIT狀態(tài)，然后發(fā)送ACK給服務(wù)端。注意了，這個時候，客戶端需要等待足夠長的時間，具體來說，是2個

MSL(MaximumSegmentLifetime，報文最大生存時間),在這段時間內(nèi)如果客戶端沒有收到服務(wù)端的重發(fā)請求，那么表示ACK成功到達，揮手結(jié)束，否則客戶端重發(fā)ACK。等待2MSL的意義如果不等待會怎樣？如果不等待，客戶端直接跑路，當服務(wù)端還有很多數(shù)據(jù)包要給客戶端發(fā)，且還在路上的時候，若客戶端的端口此時剛好被新的應(yīng)用占用，那么就接收到了無用數(shù)據(jù)包，造成數(shù)據(jù)包混亂。所以，最保險的做法是等服務(wù)器發(fā)來的數(shù)據(jù)包都死翹翹再啟動新的應(yīng)用。那，照這樣說一個MSL不就不夠了嗎，為什么要等待2MSL?1個MSL確保四次揮手中主動關(guān)閉方最后的ACK報文最終能達到對端1個MSL確保對端沒有收到ACK重傳的FIN報文可以到達這就是等待2MSL的意義。為什么是四次揮手而不是三次？因為服務(wù)端在接收到FIN,往往不會立即返回FIN,必須等到服務(wù)端所有的報文都發(fā)送完畢了，才能發(fā)FIN。因此先發(fā)一個ACK表示已經(jīng)收到客戶端的FIN，延遲一段時間才發(fā)FIN。這就造成了四次揮手。如果是三次揮手會有什么問題？等于說服務(wù)端將ACK和FIN的發(fā)送合并為一次揮手，這個時候長時間的延遲可能會導(dǎo)致客戶端誤以為FIN沒有到達客戶端，從而讓客戶端不斷的重發(fā)FIN。同時關(guān)閉會怎樣？如果客戶端和服務(wù)端同時發(fā)送FIN，狀態(tài)會如何變化？如圖所示:004:說說半連接隊列和SYNFlood攻擊的關(guān)系三次握手前，服務(wù)端的狀態(tài)從CLOSED變?yōu)長ISTEN,同時在內(nèi)部創(chuàng)建了兩個隊列：半連接隊列和全連接隊列，即SYN隊列和ACCEPT隊列。半連接隊列當客戶端發(fā)送SYN到服務(wù)端，服務(wù)端收到以后回復(fù)ACK和SYN，狀態(tài)由LISTEN變?yōu)镾YN_RCVD，此時這個連接就被推入了SYN隊列，也就是半連接隊列。全連接隊列當客戶端返回ACK,服務(wù)端接收后，三次握手完成。這個時候連接等待被具體的應(yīng)用取走，在被取走之前，它會被推入另外一個TCP維護的隊列，也就是全連接隊列(AcceptQueue)。SYNFlood攻擊原理SYNFlood屬于典型的DoS/DDoS攻擊。其攻擊的原理很簡單，就是用客戶端在短時間內(nèi)偽造大量不存在的IP地址，并向服務(wù)端瘋狂發(fā)送SYN。對于服務(wù)端而言，會產(chǎn)生兩個危險的后果:處理大量的SYN包并返回對應(yīng)ACK,勢必有大量連接處于SYN_RCVD狀態(tài)，從而占滿整個半連接隊列，無法處理正常的請求。由于是不存在的IP，服務(wù)端長時間收不到客戶端的ACK，會導(dǎo)致服務(wù)端不斷重發(fā)數(shù)據(jù)，直到耗盡服務(wù)端的資源。如何應(yīng)對SYNFlood攻擊？增加SYN連接，也就是增加半連接隊列的容量。減少SYN+ACK重試次數(shù)，避免大量的超時重發(fā)。利用SYNCookie技術(shù)，在服務(wù)端接收到SYN后不立即分配連接資源，而是根據(jù)這個SYN計算出一個Cookie，連同第二次握手回復(fù)給客戶端，在客戶端回復(fù)ACK的時候帶上這個Cookie值，服務(wù)端驗證Cookie合法之后才分配連接資源。005:介紹一下TCP報文頭部的字段報文頭部結(jié)構(gòu)如下(單位為字節(jié)):請大家牢記這張圖！源端口、目標端口如何標識唯一標識一個連接？答案是TCP連接的四元組——源IP、源端口、目標IP和目標端口。那TCP報文怎么沒有源IP和目標IP呢？這是因為在IP層就已經(jīng)處理了IP。TCP只需要記錄兩者的端口即可。序列號即Sequencenumber,指的是本報文段第一個字節(jié)的序列號。從圖中可以看出，序列號是一個長為4個字節(jié)，也就是32位的無符號整數(shù)，表示范圍為0~2^32-1。如果到達最大值了后就循環(huán)到0。序列號在TCP通信的過程中有兩個作用:在SYN報文中交換彼此的初始序列號。保證數(shù)據(jù)包按正確的順序組裝。ISN即InitialSequenceNumber（初始序列號）,在三次握手的過程當中，雙方會用過SYN報文來交換彼此的

ISN。ISN并不是一個固定的值，而是每4ms加一，溢出則回到0，這個算法使得猜測ISN變得很困難。那為什么要這么做？如果ISN被攻擊者預(yù)測到，要知道源IP和源端口號都是很容易偽造的，當攻擊者猜測ISN之后，直接偽造一個RST后，就可以強制連接關(guān)閉的，這是非常危險的。而動態(tài)增長的ISN大大提高了猜測ISN的難度。確認號即ACK(Acknowledgmentnumber)。用來告知對方下一個期望接收的序列號，小于ACK的所有字節(jié)已經(jīng)全部收到。標記位常見的標記位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。SYN和ACK已經(jīng)在上文說過，后三個解釋如下:

FIN：即Finish，表示發(fā)送方準備斷開連接。RST：即Reset，用來強制斷開連接。PSH：即Push,告知對方這些數(shù)據(jù)包收到后應(yīng)該馬上交給上層的應(yīng)用，不能緩存。窗口大小占用兩個字節(jié)，也就是16位，但實際上是不夠用的。因此TCP引入了窗口縮放的選項，作為窗口縮放的比例因子，這個比例因子的范圍在0~14，比例因子可以將窗口的值擴大為原來的2^n次方。校驗和占用兩個字節(jié)，防止傳輸過程中數(shù)據(jù)包有損壞，如果遇到校驗和有差錯的報文，TCP直接丟棄之，等待重傳?？蛇x項可選項的格式如下:常用的可選項有以下幾個:TimeStamp:TCP時間戳，后面詳細介紹。MSS:指的是TCP允許的從對方接收的最大報文段。SACK:選擇確認選項。WindowScale：窗口縮放選項。006:說說TCP快速打開的原理(TFO)第一節(jié)講了TCP三次握手，可能有人會說，每次都三次握手好麻煩呀！能不能優(yōu)化一點？可以啊。今天來說說這個優(yōu)化后的TCP握手流程，也就是TCP快速打開(TCPFastOpen,即TFO)的原理。優(yōu)化的過程是這樣的，還記得我們說SYNFlood攻擊時提到的SYNCookie嗎？這個Cookie可不是瀏覽器的Cookie,用它同樣可以實現(xiàn)TFO。TFO流程首輪三次握手首先客戶端發(fā)送SYN給服務(wù)端，服務(wù)端接收到。注意哦！現(xiàn)在服務(wù)端不是立刻回復(fù)SYN+ACK，而是通過計算得到一個SYNCookie,將這個Cookie放到TCP報文的

FastOpen選項中，然后才給客戶端返回?？蛻舳四玫竭@個Cookie的值緩存下來。后面正常完成三次握手。首輪三次握手就是這樣的流程。而后面的三次握手就不一樣啦！后面的三次握手在后面的三次握手中，客戶端會將之前緩存的

Cookie、SYN

和HTTP請求(是的，你沒看錯)發(fā)送給服務(wù)端，服務(wù)端驗證了Cookie的合法性，如果不合法直接丟棄；如果是合法的，那么就正常返回SYN+ACK。重點來了，現(xiàn)在服務(wù)端能向客戶端發(fā)HTTP響應(yīng)了！這是最顯著的改變，三次握手還沒建立，僅僅驗證了Cookie的合法性，就可以返回HTTP響應(yīng)了。當然，客戶端的ACK還得正常傳過來，不然怎么叫三次握手嘛。流程如下:注意:客戶端最后握手的ACK不一定要等到服務(wù)端的HTTP響應(yīng)到達才發(fā)送，兩個過程沒有任何關(guān)系。TFO的優(yōu)勢TFO的優(yōu)勢并不在與首輪三次握手，而在于后面的握手，在拿到客戶端的Cookie并驗證通過以后，可以直接返回HTTP響應(yīng)，充分利用了1個RTT(Round-TripTime，往返時延)的時間提前進行數(shù)據(jù)傳輸，積累起來還是一個比較大的優(yōu)勢。007:能不能說說TCP報文中時間戳的作用？timestamp是TCP報文首部的一個可選項，一共占10個字節(jié)，格式如下:kind(1字節(jié))+length(1字節(jié))+info(8個字節(jié))其中kind=8，length=10，info有兩部分構(gòu)成:

timestamp和timestampecho，各占4個字節(jié)。那么這些字段都是干嘛的呢？它們用來解決那些問題？接下來我們就來一一梳理，TCP的時間戳主要解決兩大問題:計算往返時延RTT(Round-TripTime)防止序列號的回繞問題計算往返時延RTT在沒有時間戳的時候，計算RTT會遇到的問題如下圖所示:如果以第一次發(fā)包為開始時間的話，就會出現(xiàn)左圖的問題，RTT明顯偏大，開始時間應(yīng)該采用第二次的；如果以第二次發(fā)包為開始時間的話，就會導(dǎo)致右圖的問題，RTT明顯偏小，開始時間應(yīng)該采用第一次發(fā)包的。實際上無論開始時間以第一次發(fā)包還是第二次發(fā)包為準，都是不準確的。那這個時候引入時間戳就很好的解決了這個問題。比如現(xiàn)在a向b發(fā)送一個報文s1，b向a回復(fù)一個含ACK的報文s2那么：step1:

a向b發(fā)送的時候，timestamp

中存放的內(nèi)容就是a主機發(fā)送時的內(nèi)核時刻

ta1。step2:

b向a回復(fù)s2報文的時候，timestamp

中存放的是b主機的時刻

tb,

timestampecho字段為從s1報文中解析出來的ta1。step3:

a收到b的s2報文之后，此時a主機的內(nèi)核時刻是ta2,而在s2報文中的timestampecho選項中可以得到

ta1,也就是s2對應(yīng)的報文最初的發(fā)送時刻。然后直接采用ta2-ta1就得到了RTT的值。防止序列號回繞問題現(xiàn)在我們來模擬一下這個問題。序列號的范圍其實是在0~2^32-1,為了方便演示，我們縮小一下這個區(qū)間，假設(shè)范圍是0~4，那么到達4的時候會回到0。第幾次發(fā)包發(fā)送字節(jié)對應(yīng)序列號狀態(tài)10~10~1成功接收21~21~2滯留在網(wǎng)絡(luò)中32~32~3成功接收43~43~4成功接收54~50~1成功接收，序列號從0開始65~61~2？？？假設(shè)在第6次的時候，之前還滯留在網(wǎng)路中的包回來了，那么就有兩個序列號為1~2的數(shù)據(jù)包了，怎么區(qū)分誰是誰呢？這個時候就產(chǎn)生了序列號回繞的問題。那么用timestamp就能很好地解決這個問題，因為每次發(fā)包的時候都是將發(fā)包機器當時的內(nèi)核時間記錄在報文中，那么兩次發(fā)包序列號即使相同，時間戳也不可能相同，這樣就能夠區(qū)分開兩個數(shù)據(jù)包了。008:TCP的超時重傳時間是如何計算的？TCP具有超時重傳機制，即間隔一段時間沒有等到數(shù)據(jù)包的回復(fù)時，重傳這個數(shù)據(jù)包。那么這個重傳間隔是如何來計算的呢？今天我們就來討論一下這個問題。這個重傳間隔也叫做超時重傳時間(RetransmissionTimeOut,簡稱RTO)，它的計算跟上一節(jié)提到的RTT密切相關(guān)。這里我們將介紹兩種主要的方法，一個是經(jīng)典方法，一個是標準方法。經(jīng)典方法經(jīng)典方法引入了一個新的概念——SRTT(Smoothedroundtriptime，即平滑往返時間)，沒產(chǎn)生一次新的RTT.就根據(jù)一定的算法對SRTT進行更新，具體而言，計算方式如下(SRTT初始值為0):SRTT=(α*SRTT)+((1-α)*RTT)其中，α是平滑因子，建議值是0.8，范圍是0.8~0.9。拿到SRTT，我們就可以計算RTO的值了:RTO=min(ubound,max(lbound,β*SRTT))β是加權(quán)因子，一般為1.3~2.0，

lbound

是下界，ubound

是上界。其實這個算法過程還是很簡單的，但是也存在一定的局限，就是在RTT穩(wěn)定的地方表現(xiàn)還可以，而在RTT變化較大的地方就不行了，因為平滑因子α的范圍是0.8~0.9,RTT對于RTO的影響太小。標準方法為了解決經(jīng)典方法對于RTT變化不敏感的問題，后面又引出了標準方法，也叫Jacobson/Karels算法。一共有三步。第一步:計算SRTT，公式如下:SRTT=(1-α)*SRTT+α*RTT注意這個時候的

α跟經(jīng)典方法中的α取值不一樣了，建議值是1/8，也就是0.125。第二步:計算RTTVAR(round-triptimevariation)這個中間變量。RTTVAR=(1-β)*RTTVAR+β*(|RTT-SRTT|)β建議值為0.25。這個值是這個算法中出彩的地方，也就是說，它記錄了最新的RTT與當前SRTT之間的差值，給我們在后續(xù)感知到RTT的變化提供了抓手。第三步:計算最終的RTO:RTO=μ*SRTT+?*RTTVARμ建議值取1,

?建議值取4。這個公式在SRTT的基礎(chǔ)上加上了最新RTT與它的偏移，從而很好的感知了RTT的變化，這種算法下，RTO與RTT變化的差值關(guān)系更加密切。009:能不能說一說TCP的流量控制？對于發(fā)送端和接收端而言，TCP需要把發(fā)送的數(shù)據(jù)放到發(fā)送緩存區(qū),將接收的數(shù)據(jù)放到接收緩存區(qū)。而流量控制索要做的事情，就是在通過接收緩存區(qū)的大小，控制發(fā)送端的發(fā)送。如果對方的接收緩存區(qū)滿了，就不能再繼續(xù)發(fā)送了。要具體理解流量控制，首先需要了解滑動窗口的概念。TCP滑動窗口TCP滑動窗口分為兩種:

發(fā)送窗口和接收窗口。發(fā)送窗口發(fā)送端的滑動窗口結(jié)構(gòu)如下:其中包含四大部分:已發(fā)送且已確認已發(fā)送但未確認未發(fā)送但可以發(fā)送未發(fā)送也不可以發(fā)送其中有一些重要的概念，我標注在圖中:發(fā)送窗口就是圖中被框住的范圍。SND即send,WND即window,UNA即unacknowledged,表示未被確認，NXT即next,表示下一個發(fā)送的位置。接收窗口接收端的窗口結(jié)構(gòu)如下:REV即

receive，NXT表示下一個接收的位置，WND表示接收窗口大小。流量控制過程這里我們不用太復(fù)雜的例子，以一個最簡單的來回來模擬一下流量控制的過程，方便大家理解。首先雙方三次握手，初始化各自的窗口大小，均為200個字節(jié)。假如當前發(fā)送端給接收端發(fā)送100個字節(jié)，那么此時對于發(fā)送端而言，SND.NXT當然要右移100個字節(jié)，也就是說當前的可用窗口減少了100個字節(jié)，這很好理解。現(xiàn)在這100個到達了接收端，被放到接收端的緩沖隊列中。不過此時由于大量負載的原因，接收端處理不了這么多字節(jié)，只能處理40個字節(jié)，剩下的

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個字節(jié)被留在了緩沖隊列中。注意了，此時接收端的情況是處理能力不夠用啦，你發(fā)送端給我少發(fā)點，所以此時接收端的接收窗口應(yīng)該縮小，具體來說，縮小60個字節(jié)，由200個字節(jié)變成了140字節(jié)，因為緩沖隊列還有60個字節(jié)沒被應(yīng)用拿走。因此，接收端會在ACK的報文首部帶上縮小后的滑動窗口140字節(jié)，發(fā)送端對應(yīng)地調(diào)整發(fā)送窗口的大小為140個字節(jié)。此時對于發(fā)送端而言，已經(jīng)發(fā)送且確認的部分增加40字節(jié)，也就是SND.UNA右移40個字節(jié)，同時發(fā)送窗口縮小為140個字節(jié)。這也就是流量控制的過程。盡管回合再多，整個控制的過程和原理是一樣的。010:能不能說說TCP的擁塞控制？上一節(jié)所說的流量控制發(fā)生在發(fā)送端跟接收端之間，并沒有考慮到整個網(wǎng)絡(luò)環(huán)境的影響，如果說當前網(wǎng)絡(luò)特別差，特別容易丟包，那么發(fā)送端就應(yīng)該注意一些了。而這，也正是擁塞控制需要處理的問題。對于擁塞控制來說，TCP每條連接都需要維護兩個核心狀態(tài):擁塞窗口（CongestionWindow，cwnd）慢啟動閾值（SlowStartThreshold，ssthresh）涉及到的算法有這幾個:慢啟動擁塞避免快速重傳和快速恢復(fù)接下來，我們就來一一拆解這些狀態(tài)和算法。首先，從擁塞窗口說起。擁塞窗口擁塞窗口（CongestionWindow，cwnd）是指目前自己還能傳輸?shù)臄?shù)據(jù)量大小。那么之前介紹了接收窗口的概念，兩者有什么區(qū)別呢？接收窗口(rwnd)是接收端給的限制擁塞窗口(cwnd)是發(fā)送端的限制限制誰呢？限制的是發(fā)送窗口的大小。有了這兩個窗口，如何來計算發(fā)送窗口？發(fā)送窗口大小=min(rwnd,cwnd)取兩者的較小值。而擁塞控制，就是來控制cwnd的變化。慢啟動剛開始進入傳輸數(shù)據(jù)的時候，你是不知道現(xiàn)在的網(wǎng)路到底是穩(wěn)定還是擁堵的，如果做的太激進，發(fā)包太急，那么瘋狂丟包，造成雪崩式的網(wǎng)絡(luò)災(zāi)難。因此，擁塞控制首先就是要采用一種保守的算法來慢慢地適應(yīng)整個網(wǎng)路，這種算法叫慢啟動。運作過程如下:首先，三次握手，雙方宣告自己的接收窗口大小雙方初始化自己的擁塞窗口(cwnd)大小在開始傳輸?shù)囊欢螘r間，發(fā)送端每收到一個ACK，擁塞窗口大小加1，也就是說，每經(jīng)過一個RTT，cwnd翻倍。如果說初始窗口為10，那么第一輪10個報文傳完且發(fā)送端收到ACK后，cwnd變?yōu)?0，第二輪變?yōu)?0，第三輪變?yōu)?0，依次類推。難道就這么無止境地翻倍下去？當然不可能。它的閾值叫做慢啟動閾值，當cwnd到達這個閾值之后，好比踩了下剎車，別漲了那么快了，老鐵，先hold??！在到達閾值后，如何來控制cwnd的大小呢？這就是擁塞避免做的事情了。擁塞避免原來每收到一個ACK，cwnd加1，現(xiàn)在到達閾值了，cwnd只能加這么一點:

1/cwnd。那你仔細算算，一輪RTT下來，收到cwnd個ACK,那最后擁塞窗口的大小cwnd總共才增加1。也就是說，以前一個RTT下來，cwnd翻倍，現(xiàn)在cwnd只是增加1而已。當然，慢啟動和擁塞避免是一起作用的，是一體的?？焖僦貍骱涂焖倩謴?fù)快速重傳在TCP傳輸?shù)倪^程中，如果發(fā)生了丟包，即接收端發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)段不是按序到達的時候，接收端的處理是重復(fù)發(fā)送之前的ACK。比如第5個包丟了，即使第6、7個包到達的接收端，接收端也一律返回第4個包的ACK。當發(fā)送端收到3個重復(fù)的ACK時，意識到丟包了，于是馬上進行重傳，不用等到一個RTO的時間到了才重傳。這就是快速重傳，它解決的是是否需要重傳的問題。選擇性重傳那你可能會問了，既然要重傳，那么只重傳第5個包還是第5、6、7個包都重傳呢？當然第6、7個都已經(jīng)到達了，TCP的設(shè)計者也不傻，已經(jīng)傳過去干嘛還要傳？干脆記錄一下哪些包到了，哪些沒到，針對性地重傳。在收到發(fā)送端的報文后，接收端回復(fù)一個ACK報文，那么在這個報文首部的可選項中，就可以加上SACK這個屬性，通過leftedge和rightedge告知發(fā)送端已經(jīng)收到了哪些區(qū)間的數(shù)據(jù)報。因此，即使第5個包丟包了，當收到第6、7個包之后，接收端依然會告訴發(fā)送端，這兩個包到了。剩下第5個包沒到，就重傳這個包。這個過程也叫做選擇性重傳(SACK，SelectiveAcknowledgment)，它解決的是如何重傳的問題。快速恢復(fù)當然，發(fā)送端收到三次重復(fù)ACK之后，發(fā)現(xiàn)丟包，覺得現(xiàn)在的網(wǎng)絡(luò)已經(jīng)有些擁塞了，自己會進入快速恢復(fù)階段。在這個階段，發(fā)送端如下改變：擁塞閾值降低為cwnd的一半cwnd的大小變?yōu)閾砣撝礳wnd線性增加以上就是TCP擁塞控制的經(jīng)典算法:

慢啟動、擁塞避免、快速重傳和快速恢復(fù)。011:能