网络协议 9 - TCP协议（下）：聪明反被聪明误
????上次了解了 TCP 建立連接與斷開連接的過程，我們發現，TCP 會通過各種“套路”來保證傳輸數據的安全。除此之外，我們還大概了解了 TCP 包頭格式所對應解決的五個問題：順序問題、丟包問題、連接維護、流量控制、擁塞控制。今天，我們就來看下 TCP 又是用怎樣的套路去解決這五個問題的。
????在解決問題之前，咱們先來看看 TCP 是怎么成為一個“靠譜”的協議的。
“靠譜”協議 TCP
????TCP 為了保證順序性，每個包都有一個 ID。這建立連接的時候，會商定起始 ID 的值，然后按照 ID一個個發送。
????為了保證不丟包，對于發送的包都要進行應答。但是這個應答不是一個一個來的，而是會應答某個之前的 ID，表示都收到了，這種模式稱為累計確認和累計應答。
為了記錄所有發送的包和接收的包，TCP 也需要發送端和接收端分別用緩存來保存這些記錄。發送端的緩存里是按照包的 ID 一個個排列，根據處理的情況分成四個部分：
- 第一部分：發送且已經確認的；
- 第二部分：發送尚未確認的；
- 第三部分：沒有發送，但是已經等待發送的；
- 第四部分：沒有發送，并且暫時還不會發送的。
????于是，發送端需要保持這樣的數據結構：
- LastByteAcked：第一部分和第二部分的分界線
- LastByteSent：第二部分和第三部分的分界線
- LastByteAcked：第三部分和第四部分的分界線
對于接收端來講，它緩存記錄的內容要簡單一些，分為以下三個部分：
- 第一部分：接收且確認過的；
- 第二部分：還沒接收，但是馬上就能接收的；
- 第三部分：還沒接收，也沒空間接收的。
????對應的數據結構就像這樣：
- MaxRcvBuffer：最大緩存量；
- LastByteRead：這個值之后是已經接收，但是還沒被應用層讀取的；
- NextByteExpected：第一部分和第二部分的分界線，下一個期待的包 ID。
????第二部分的窗口有多大呢？
????NextByteExpected 和 LastByteRead 的差起始是還沒被應用層讀取的部分占用掉的 MaxRcvBuffer 的量，我們定義為 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線 = NextByteExpected + AdvertisedWindow - 1 = MaxRcvBuffer + LastByteRead。
順序與丟包問題
????接下來，我們結合上述圖例，用一個例子來看下 TCP 如何處理順序與丟包問題的。
還是剛才的圖，在發送端看來：
- 1、2、3 是已經發送并確認的；
- 4、5、6、7、8、9 都是發送未確認的；
- 10、11、12 是還沒發出的；
- 13、14、15 是接收方沒有空間，不準備發送的。
而在接收端看來：
- 1、2、3、4、5 是已經完成 ACK，但還沒讀取的；
- 6、7 是等待接收的；
- 8、9 是已經接收，但是沒有 ACK 的。
發送端和接收端當前的狀態如下：
- 1、2、3 沒有問題，雙方達成了一致；
- 4、5 接收方發送 ACK 了，但是發送方還沒收到，有可能丟了，有可能還在路上；
- 6、7、8、9 肯定都發了，但是 8、9 已經到了，6、7還沒打，出現了亂序，于是在緩存中存儲，但是沒有返回 ACK。
????根據這個例子，我們可以知道，順序問題和丟包問題都有了能發送，所以我們先來看確認與重發的機制。
????假設 4 的確認到了，不幸的是，5 的 ACK 丟了，并且 6、7 的數據包也丟了，這時候會怎么處理呢？
????一種方法是超時重試，也就是對每一個發送了，但是沒有 ACK 的包，都有設一個定時器，一旦超過了一定的時間，就重新嘗試。這個超時時間不宜過短，時間必須大于往返時間 RTT，否則就會引起不必要的重傳也不宜過長，這樣超時時間變長，訪問就變慢了。
????估計往返時間，需要 TCP 通過采樣 RTT 的時間，然后進行加權平均，算出一個值，而且這個值還是要不斷變化的，因為網絡狀況不斷的變化。
????除了采樣 RTT，還要采樣 RTT 的波動范圍，計算出一個估計的超時時間。由于重傳時間是不斷變化的，我們稱為自適應重傳算法（Adaptive Retransmission Algorithm）。
????如果過一段時間，5、6、7 都超時了，就會重新發送。接收方發現 5 原來接收過，于是就丟棄5。收到了6，發送 ACK，要求下一個是 7，7 不幸又丟了。
????當 7 再次超時的時候，如果有需要重傳，TCP 的策略就是超時間隔加倍。每當遇到一次超時重傳的實時，都會將下一次超時時間間隔設置為先前值的兩倍。兩次超時，就說明網絡環境差，不宜頻繁發送。
????可以看出，超時重發存在的問題是，超時周期可能較長。那是不是可以有更快的方式呢？
????有一個可以快速重傳的機制。當接收方收到一個序號大于下一個所期望的報文段時，就檢測到了數據流中的一個間格，于是發送三個冗余的ACK，客戶端收到后，就在定時器過期之前，重傳丟失的報文段。
????例如，接收方發現 6、8、9 都已經接收了，但是 7 沒來。于是發送三個 6 的 ACK，要求下一個是 7。客戶端收到三個，就會發現 7 的確丟了，不等超時，就馬上重發。
????除此之外，還有一種方式稱為 Selective Acknowledgment（SACK）。這種方式需要在 TCP 頭里加一個 SACK 的東西，可以將緩存的地圖發格發送方。例如發送 ACK6、SACK8、SACK9，有了地圖，發送方一下子就能看出來是 7 丟了，然后快速重發。
流量控制問題
????接下來，我們再來看看流量控制機制。在對于包的確認中，會同時攜帶一個窗口大小的字段。
????我們先假設窗口不變的情況，發送端窗口始終為 9。4 的確認來的時候，LastByteAcked 會右移一個，這個時候，第 13 個包就可以發送了。
????這個時候，假設發送端發送過猛，將第三部分中的 10、11、12、13 全部發送，之后就停止發送，則此時未發送可發送部分為 0。
????當對于包 5 的確認到達的時候，在客戶端相當于窗口再滑動了一格，這個時候，才可以有更多的包可以發送了，例如第 14 個包才可以發送。
????如果接收方處理的太慢，導致緩存中沒有空間了，可以通過確認信息修改窗口的大小，甚至可以設置為 0，則發送方將暫時停止發送。
????我們可以假設一個極端情況，接收端的應用一直不讀取緩存中的數據，當數據包 6 確認后，窗口大小就不會再是 9，而是減少一個變為了 8。
????為什么會變為 8？你看，下圖中，當 6 的確認消息到達發送端的時候，左邊的 LastByteAcked 右移一位，而右邊的未發送可發送區域因為已經變為 0，因此左邊的 LastByteSend 沒有移動，因此，窗口大小就從 9 變成了 8。
????而如果接收端一直不處理數據，則隨著確認的包越來越多，窗口越來越小，直到為 0。
????當這個窗口大小通過包 14 的確認到達發送端的時候，發送端的窗口也調整為 0，于是，發送端停止發送。
????當發生這樣的情況時，發送方會定時發送窗口探測數據包，看是否有機會調整窗口的大小。對于接收方來說，當接收比較慢的時候，要防止低能窗口綜合征，別空出一個字節就趕緊告訴發送方，結果又被填滿了?？梢栽诖翱谔〉臅r候，不更新窗口大小，直到達到一定大小，或者緩沖區一半為空，才更新窗口大小。
????這就是我們常說的流量控制。
擁塞控制問題
????最后，我們來看一下擁塞控制的問題。
????這個問題，也是靠窗口來解決的。前面的滑動窗口 rwnd 是怕發送方把接收方緩存塞滿，而擁塞窗口 cwnd，是怕把網絡塞滿。
這里有一個公式：
LastByteSent - LastByteAcked <= min{cwnd, rwnd}
????可以看出，是擁塞窗口和滑動窗口共同控制發送的速度。
????那發送方怎么判斷網絡是不是滿呢？這其實是個挺難的事情。因為對于 TCP 協議來講，它壓根不知道整個網絡路徑都會經歷什么。TCP 發送包常被比喻為往一個水管里灌水，而 TCP 的擁塞控制就是在不堵塞、不丟包的情況下，盡量發揮帶寬。
????水管有粗細，網絡有帶寬，也就是每秒鐘能夠發送多少數據；
水管有長度，端到端有時延。在理想情況下：
水管里的水量 = 水管粗細 x 水管長度
而對于網絡來講：
通道的容量 = 帶寬 x 往返延遲
????如果我們設置發送窗口，使得發送但未確認的包的數量為通道的容量，就能夠撐滿整個管道。
如上圖所示：
假設往返時間為 8s，去 4s，回 4s，每秒發送一個包，每個包 1024 byte。
????那么在 8s 后，就發出去了 8 個包。其中前 4 個包已經到達接收端，但是 ACK 還沒有返回，不能算發送成功。而 5-8 后四個包還在路上，沒被接收。
這個時候，整個管道正好撐滿。在發送端，已發送未確認的為 8 個包，也就是：
帶寬 = 1024byte/s x 8s（來回時間）
????如果我們在這個基礎上再調大窗口，使得單位時間內更多的包可以發送，會出現什么現象呢？
????原來發送一個包，從一端到另一端，假設一共經過四個設備，每個設備處理一個包耗時 1s，所以到達另一端需要耗費 4s。如果發送的更加快速，則單位時間內，會有更多的包到達這些中間設備，這些設備還是只能每秒處理一個包的話，多出來的包就會被丟棄，這不是我們希望看到的。
????這個時候，我們可以想其他的辦法。例如，這四個設備本來每秒處理一個包，但是我們在這些設備上加緩存，處理不過來的就在隊列里面排著，這樣包就不會丟失，但是缺點也是顯而易見的，增加了時延。這個緩存的包，4s 肯定到達不了接收端，如果時延達到一定程度，就會超時，這也不是我們希望看到的。
????針對上述兩種現象：包丟失和超時重傳。一旦出現了這些現象就說明，發送速度太快了，要慢一點。但是一開始，發送端怎么知道速度多快呢？怎么知道把窗口調整到合適大小呢？
????如果我們通過漏斗往瓶子里灌水，我們就知道，不能一桶水一下子全倒進去，肯定會溢出來。一開始要慢慢的倒，然后發現都能夠倒進去，就加快速度。這叫做慢啟動。
一個 TCP 連接開始
- cwnd 設置為一個報文段，一次只能發送 1 個；
- 當收到這一個確認的時候，cwnd 加 1，于是一次能夠發送 2 個；
- 當這兩個包的確認到來的時候，每個確認的 cwnd 加 1，兩個確認 cwnd 加 2，于是一次能夠發送 4 個；
- 當這四個的確認到來的時候，每個確認 cwnd 加 1，四個確認 cwnd 加 4，于是一次能夠發送 8 個。
????從上面這個過程可以看出，這是指數性的增長。
????但是漲到什么時候是個頭呢？一個值 ssthresh 為 65535 個字節，當超過這個值的時候，就會將將增長速度降下來。
????此時，每收到一個確認后，cwnd 增加 1/cwnd。一次發送 8 個，當 8 個確認到來的時候，每個確認增加 1/8，8個確認一共增加 1，于是一次就能夠發送 9 個，變成了線性增長。
????即使增長變成了線性增長，還是會出現“溢出”的情況，出現擁塞。這時候一般就會直接降低倒水的速度，等待溢出的水慢慢滲透下去。
????擁塞的一種變現形式是丟包，需要超時重傳。這個時候，將 ssthresh 設為 cwnd/2，將 cwnd 設為 1，重新開始慢啟動。也就是，一旦超時重傳，馬上“從零開始”。
????很明顯，這種方式太激進了，將一個高速的傳輸速度一下子停了下來，會造成網絡卡頓。
????前面有提過快速重傳算法。當接收端發現丟了一個中間包的時候，發送三次前一個包的 ACK，告訴發送端要趕緊給我發下一個包，別等超時再重傳。TCP 認為這種情況不嚴重，因為大部分沒丟，只丟了一小部分，cwnd 變為 cwnd/2，然后 sshthresh = cwnd。當三個包返回的時候，cwnd = sshthresh + 3。
????可以看出這種情況下降速沒有那么激進，cwnd 還是在一個比較高的值，呈線性增長。下圖是兩者的對比。
????就像前面說的一樣，正是這種知進退，使得時延在很重要的情況下，反而降低了速度。但是，我們仔細想一想，TCP 的擁塞控制主要用來避免的兩個現象都是有問題的。
????第一個問題是丟包。丟包并不一定表示通道滿了，也可能是管子本來就”漏水”。就像公網上帶寬不滿也會丟包，這個時候就認為擁塞，而降低發送速度其實是不對的。
????第二個問題是 TCP 的擁塞控制要等到將中間設備都填滿了，才發送丟包，從而降低速度。但其實，這時候降低速度已經晚了，在將管道填滿后，不應該接著填，直到發生丟包才降速。
????為了優化這兩個問題，后來就有了 TCP BBR 擁塞算法。它企圖找到一個平衡點，就是通過不斷的加快發送速度，將管道填滿，但是不要填滿中間設備的緩存，因為這樣時延會增加，在這個平衡點可以很好的達到高帶寬和低時延的平衡。
????下圖是 BBR 算法與普通 TCP 的對比：
小結
- 順序問題、丟包問題、流量控制都是通過滑動窗口來解決的。這就相當于領導和員工的備忘錄，布置過的工作要有編號，干完了有反饋，活不能派太多，也不能太少；
- 擁塞控制是通過擁塞窗口來解決的，相當于往管道里面倒水，快了容易溢出，慢了浪費帶寬，要摸著石頭過河，找到最優值。
參考：
轉載于:https://www.cnblogs.com/lonelyxmas/p/10788724.html
總結
以上是生活随笔為你收集整理的网络协议 9 - TCP协议（下）：聪明反被聪明误的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
