TCP的慢启动、拥塞避免、重传、快恢复乱七八糟总是记不清？11个连环问让你一次性打通任督二脉

摘要：如果你的开发过程涉及数据传输，一直在重传、超时之类的方案里有困惑的话，不妨重新学一学可靠性最精致的TCP协议。

本文分享自华为云社区《TCP的慢启动、拥塞避免、重传、快恢复乱七八糟总是记不清？11个连环问让你一次性打通任督二脉》，作者： breakDraw。

TCP的拥塞避免等机制对于初学者来说还是比较复杂的，工作中如果开发时偏应用层，那么大部分时候就会摸不到这个机制，感受也就没那么深了。但如果你的开发过程涉及数据传输，一直在重传、超时之类的方案里有困惑的话，不妨重新学一学可靠性最精致的TCP协议。

所以这里我抛去死记硬背的那堆概念，用10个连续的问题来学习这个机制，注意看的时候先自己思考一下如果是自己，会怎么设计，再去看实际的TCP设计，来理解它的精妙之处。

Q: 建立连接后，每次发送的报文数量是固定的吗？即每次都发1条或者10条？

A:不是。
建立连接后，会先只发1条， 然后发2条，接着再发4条，逐步增加。
这个过程叫 “慢启动”。
这个1、2、4递增的数量被称之为 拥塞窗口 cwnd

可以理解为TCP希望刚开始，可以大胆点，不断加数量。但为了保险期间还是从1条还是倍增。

Q: 慢启动过程中，那么发送数量（拥塞窗口）什么时候不再倍增？是无限倍增吗？

A：不会无限倍增。

当到达慢启动门限ssthreshold时，会变成每次都增加1条。
这个过程叫拥塞避免过程， 也有叫他拥塞避免算法的

可以理解为tcp感觉到有风险了，于是开始慢慢地、小心翼翼地1条1条地添加发送条数。

Q:那么，当进入拥塞避免，每次+1时，什么时候才会不再继续加？

A：随着每次发送的数量越发越多， 最终会超出带宽限制，于是就会有某条报文发生超时。

有可能是发的中途丢了， 亦或者是返回的数据全阻塞住了，一条都回不来。

当发送端检测到发生超时时，就会让 慢启动门限ssthreshold = 当前拥塞窗口cwnd/2

接着cwnd 重新置为1，从新开始 慢启动算法。

这样的好处在于可以检测到每次发送的上限，动态调整发送窗口。

上面的过程叫做 超时重传。

注意发生超时重传时， cwnd会重置成1。

Q: 上面提到了超时， 那么TCP客户端是怎么判断报文发送超时的呢？

A：每次发送数据包的时候， 都会有一个相应的计时器，一旦超过 RTO(超时时间） 而没有收到 ACK， TCP就会重发该数据包。

没收到 ACK 的数据包都会存在重传缓冲区里，等到 ACK 后，就从缓冲区里删除。

Q:上面提到的超时时间RTO是怎么来的？万一设得太大可能导致很迟才能反应过来， 设得太小则可能导致每条都超时

A：通过“每次报文的往返时间样本”和“之前样本的偏差值”动态计算出来的。

• RTT ： 报文往返时间（指从发送到收到ack的时间）。每个报文发出后都有个定时器，收到后都会计算出一个RTT样本
• RTTs： 加权平均往返时间，类似于一个估算的往返时间，实时在变。
  RTTs = （1-a) * RTTs + a * RTT最新样本
  即每次得到RTT样本后， 都会使用a这个占比去更新RTTs。
• RTTd: RTT偏差加权平均值（就是用来计算超时时间应该比RTT多多少）
  RTTd = (1 - b) * RTTd + b*RTTs - RTT最新样本
  即每次会用新的RTTs以b的占比去更新一下RTTd，并减去RTT样本
• RTO ： 超时重传时间
  等于平均往返时间 加上 4倍偏差值
  RTO = RTTs + 4*RTTd

Q: 如果发生重传，却还是没有收到ack，那么最新的RTT样本应该怎么算？即你都收不到最新的ack了， RTT难道取超时时间吗？

A：会使用karn算法： 发生重传时，不更新这次的RTT样。选用后面收到的ack

修正karn： 为了避免发生重传后，实际RTT都变慢了，导致一下子所有请求都超时， 会在发生重传时，把RTO假大1倍。

Q: 上面提到的ACK超时判断会不会太久了？ 假如只是发的时候丢了中间部分报文而已， 但大部分报文ACK还能正常返回，也要一直等超时吗？

A：如果能正常接收其他报文的ACK， 只是中间的部分报文丢了， 则有另一个办法。

接收端有一个冗余确认机制：

1. 发送端A 发送 1、2、3、4、5四条
2. 但是B接收端只收到1、2、4、5，而3因为网络拥塞丢了。
3. 于是B会发送ack=3而不是ack=5 给A。 这就是冗余确认机制，只发送缺失那部分的ack，后面的4和5都不管。
4. A收到ack=3后， 继续发送3、4、5、6、7， 结果3还是丢了。
5. 于是B又发送ack=3。

当A发现连续3次收到了ack=3时，就会觉察到不对劲，我都发3次了你还是说没收到，可你又能正常返回其他ACK给我，是不是我发的太多了？

上面这个判断3次的重传算法叫“快重传”。

于是A会马上进入 “快速恢复”。

和之前类似，慢启动门限ssthreshold = 当前拥塞窗口cwnd/2。但是！！ 新的拥塞窗口cwnd会设置成ssthreshold/2， 而不是1。而且不会走慢启动倍增的那种，而是走拥塞避免， 逐步+1的那种。

Q: 前面“超时重传”的时候，是变成从1开始慢启动， 为什么这个“快重传”却是从ssthreshold/2开始，并且走拥塞避免？ 为什么会有这个区别？

A：因为前面发生超时重传时， 是比较严重的情况， 超时时间内一个ACK都没收到。就好像来回数据都凭空消失了。

而快速重传发生时， 还是能收到部分ack的， 只是丢失了部分数据， 说明拥塞没那么严重，于是可以大胆一点将cwnd削减到1/4， 而不是直接从1开始。

其他

到了这里，基本就能理清楚超时重传和快重传的区别了，重点是理解这2个区别是怎么来的。后面再补几个问题，避免你和其他概念搞混，但不会说得太深，具体需要你自己去扩展学习了。

Q: 为啥发送地多了，数据就会部分丢失？这个是怎么个原理？

A：路由器有缓存，IP分组接收过多时就会耗尽空间，丢弃数据。详细可以看路由器的数据转发原理。

Q: TCP除了上面的重传定时器， 好象还有个坚持定时器？区别是啥？

A：坚持定时器和超时、网络拥塞没有关系， 和通告窗口即对端的接收能力有关。

简单来说， 就是对方的传输层缓冲区（接收端窗口）满了，告诉你别发了，我吃不下了，于是返回通告窗口为0。

但你想知道啥时候可以发，于是就启动一个坚持定时器，每隔5s发送1个字节的小报文，小小地试探下。当通告窗口不为0了，就重新开始发。

 

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