综述

UDP 报文是不牢靠的，而 TCP 报文提供牢靠交付，有拥塞管制，是有状态的连贯。而这些个性都是一些简单的构造保障的，非常明显的一点就是，UDP 头部简略，而 TCP 头部简单。尽管 TCP 有所谓的可靠性保障，然而其网络环境不见得良好。作为 IP 层，如果网络条件差，那么发包就没有任何保障，作为下层的 TCP 也没有方法，只能一直重传，通过算法保障可靠性。所以，本文由以下几点组成：

• TCP 头部格局
• 三次握手，其中蕴含了 TCP 报文序号是怎么生成的
• 四次挥手
• 流量管制和拥塞管制应用到的数据结构
• 流量管制
• 拥塞管制
• 补充：程序问题和丢包问题 —— 超时重传、疾速重传

TCP 的重点问题是：程序问题 、 丢包问题 、 连贯保护 、 流量管制 、 拥塞管制

TCP 头部格局

TCP 头部的组成部分如下图所示：

• 源端口号 和目标端口号。有了这两个端口，才晓得 TCP 中的数据应该发送给哪个利用
• 序号。给包编号，是为了解决乱序的问题，如此 TCP 能力保障所有的包都是按序达到的

• 确认序号。对收回去的包的回复，用来确认对方是否曾经收到，如果没有收到那么就要从新发送，直到送达为止。即使接管方收不到数据包，发送方也晓得哪个包没有被收到，须要重传。这个构造就解决了丢包的问题

  为了保障程序性，所以每一个包都有一个 ID。在建设连贯的时候，会约定起始的 ID 是什么，而后依照 ID 一个个发送。为了保障不丢包，对于发送的包都要进行应答，然而应答不是收一个应答一个，而是会应答某个之前的 ID，示意都收到了，这种模式称为累计确认或者累计应答。例如发送的确认号是 20，示意后面 19 个包都曾经收到了，须要第 20 个包

• 首部长度字段。因为前面 TCP 选项字段的起因，TCP 首部的长度是可变的
• 状态位。SYN 是发动一个连贯；ACK 是一个回复；RST 是从新连贯；FIN 是完结连贯；PSH 被置位时，批示接管方应立即将数据交给下层；URG 用来批示报文段里存在着被发送端的下层实体设置为 “ 紧急 ” 的数据，紧急数据的最初一个字节有前面紧急指针字段指出。因为 TCP 是面向连贯的，所以这些状态位就会扭转连贯的状态。

在实践中，PSH、URG 和紧急数据指针并没有应用，只是为了完整性，所以才提到这些字段

• 窗口大小。TCP 有流量管制的性能，通信的单方都申明一个窗口大小，表明各自的解决能力。除了流量管制，TCP 还会进行拥塞管制，管制本人发包的速度，来适应网络环境

  连贯治理

  接下来是 TCP 的连贯治理，分为三次握手和四次挥手。而拥塞管制和流量管制的局部，在最初形容

  三次握手

  两台主机之间建设 TCP 连贯，须要进行 “ 申请 -> 应答 -> 应答之应答 ” 的三个步骤。三次握手的过程中，除了建设连贯以外，TCP 头部中的序号也会在握手过程中确认下来。

有一个很显著的问题是，为什么 TCP 的握手次数是 3 次，而不是两次或者是 4 次？
答：假如主机 A 和服务器 B 之间的通路是不牢靠的，所以当 A 要发动一个连贯时，会给 B 发送一个包，然而两头的通路是不牢靠的，所以可能这个包丢了，也可能超时了，也可能 B 的确收到了，然而不想和 A 连贯。所以 A 和 B 之间只进行一次交换是不够的

而如果因为通路起因，须要一直由接管方确认曾经收到发送方收回的包，那么就算是四次，也是不够的，因为通路起因，收回的包总会产生失落的状况。如此便停留在了建设连贯时，前面的数据也就不能发送了。

握手三次，对于 A 和 B 都是发出请求，而且收到了回复，大概率曾经没问题了，连贯曾经建设好了。而且，建设连贯就是为了发送数据的，即使是有一个确认包失落，有数据传送，问题天然就解决了

也就是，三次握手，保障了连贯可能建设，而且额定耗费的资源起码

1. 客户端先向服务器端发送一个 TCP 报文。该报文中不蕴含应用层数据，然而报文首部的一个标记位 (SYN) 被置为 1。此外客户端还会随机抉择一个初始序号 “client\_isn”，这个序号会随着第一次握手，发往服务器
2. 服务器收到包后，会为这个 TCP 连贯调配缓存和变量，并向客户端发送容许连贯的报文。服务器发送的确认信息的报文里，也不蕴含应用层的数据，然而其首部蕴含有其余信息：SYN 状态位值为 1；首部的确认号字段设置为 “client\_isn + 1″；服务器设置了本人的初始序号 “server\_isn”，并将其搁置到报文首部的序号字段中
3. 收到服务器发来的确认信息后，客户端也要给这个连贯调配缓存和变量。而后客户端向服务器发送 “ 应答之应答 ” 的报文，在这个报文中，TCP 头部的确认号的值是: “server\_isn + 1″。而且此时连贯曾经建设，所以 SYN 的值是 0. 而且，能够在这个报文中的数据局部，增加客户端要发送给服务器的数据

以下是应用图示，示意在三次握手的过程中，客户端和服务器状态的变动：

1. 最开始二者都处于敞开状态。而后服务器开启，被动监听某个端口，变成 LISTEN 状态
2. 客户端发动连贯，之后便处于 SYN\_SENT 状态
3. 服务端收到客户端发来的连贯，返回 SYN 并且确认 (ACK) 客户端的 SYN。之后就处于 SYN\_RCVD 状态
4. 客户端收到服务器发来的 SYN 和 ACK 之后，再发送 ACK 的 ACK，之后就处于 ESTABLISHED 状态，因为站在客户端的角度，收回去的连贯，有了回复，就认为连贯曾经建设好了
5. 服务器收到 ACK 的 ACK，也处于 ESTABLISHED 状态，因为站在服务器的角度看，它也达到了发送的连贯有了回复的状态。二者都处于 ESTABLISHED 状态后，就能够相互发送数据了

序号生成的规定

上述形容中，各个报文的序号应用了单词来进行形容，理论状况中则是数字。而应用的数字，也有肯定的规定：

首先，序号不能从 1 开始，因为会发生冲突。假如 A 连上 B 之后，发送了 1、2、3 三个包，然而发送 3 的时候，因为各种起因 3 没有达到。起初 A 掉线了，从新与 B 建设连贯后，序号又从 1 开始，而后发送 2，并且没有 3，然而上次绕路的那个 3 又回来了，发给了 B，B 天然认为，这就是下一个包，于是产生了谬误
每个连贯都要有不同的序号，序号的起始值是变动的，能够看作是一个 32 位的计数器，每 4 微秒加 1，如果要产生反复的话，那么得须要 “2^32 / 1000 / 1000 / 3600” 个小时 (大概是 4 个多小时)，绕路的包早已被抛弃 (下一层里的 IP 头部有 TTL 表明了生存工夫)

四次挥手

TCP 连贯治理的局部，除了三次握手以建设连贯外，还有四次挥手从而断开连接

现实状况下断开连接的过程

客户端和服务器彼此断开连接的过程如下图所示：

1. 断开连接之前，单方都处于 ESTABLISHED 相互发送数据的状态，而后客户端发送一个 FIN 标记位为 1 的报文给服务器，进入 FIN\_WAIT\_1 的状态，而后期待服务器发送一个确认报文
2. 处于 FIN\_WAIT\_1 状态的客户端收到来自服务器的确认时，进入 FIN\_WAIT\_2 状态，期待来自服务器断开连接的报文 (这个报文中，FIN 状态位为 1，示意服务器也筹备断开连接了)
3. 处于 FIN\_WAIT\_2 状态的客户端，收到来自服务器的报文后，会发送一个确认报文，并进入 TIME\_WAIT 状态。理论状况中，收回的 ACK 报文可能会失落，所以客户端会处在 TIME\_WAIT 状态一段时间，理论使用中个别是 30 秒或 1 分钟、2 分钟。期待过后，连贯正式敞开，客户端开释所有资源 (包含端口号)

理论状况中的断开连接

上述断开连接的过程，属于网络条件良好的状况，每个数据包都能达到目的地，不会产生失落的状况。但理论中，会产生许多意外状况。

当 A 筹备断开连接的时候，发送 FIN 为 1 的包之后，就进入 FIN\_WAIT\_1 的状态，B 收到 A 发送的报文之后，就发送一个确认信息，进入 CLOSE\_WAIT 的状态

A 收到 B 发来的确认报文后，就进入 FIN\_WAIT\_2 的状态，如果此时 B 间接开释资源，那么 A 将永远在这个状态。TCP 协定外面并没有对这个状态的解决，然而 Linux 有，能够调整 tcp\_fin\_timeout 这个参数，设置一个超时工夫。

如果 B 没有开释资源，而是向 A 发送了 FIN 为 1 的包时，A 发送 ACK 后，就从 FIN\_WAIT\_2 状态完结。实践上 A 能够开释资源了，然而如果最初的 ACK 失落，B 就会从新发一个 FIN 为 1 的包，此时若 A 曾经开释资源的话，B 就再也收不到 ACK 了，因此 TCP 协定要求 A 最初期待一段时间 TIME\_WAIT，这个工夫要足够长，长到如果 B 没收到 ACK 的话，B 筹备断开连接的包会重发，A 会从新发一个 ACK 并且足够工夫达到 B

A 要等到足够长的工夫的起因是，端口占用问题，以及继续期待问题：

A 间接开释资源时，会一并将原先占用的端口开释，然而 B 不晓得对应的端口上曾经不是 A 了，而 B 原来发过的很多包很可能还在路上，如果 A 的端口被一个新的利用占用了，这个新的利用会收到上个连贯中 B 发过来的包，尽管序列号是从新生成的，然而还是得上一个双保险，避免产生凌乱，因此也须要等足够长的工夫，等到原来 B 发送的所有的包都被抛弃，再空出端口来

此处的等待时间设置为 2 MSL (Maximum Segment Lifetime，报文最大生存工夫)，1 MSL 是任何报文在网络上存在的最长工夫，超过这个工夫报文将被抛弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协定的，而 IP 头中有一个 TTL 值，是 IP 数据报能够通过的最大路由数，每通过一个解决该报文的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被抛弃，同时发送 ICMP 报文告诉源主机。协定规定 MSL 为 2 分钟，理论利用中罕用的是 30 秒，1 分钟和 2 分钟等

另一个异样问题就是，B 超过了 2MSL 的工夫，仍然没有收到它发的 FIN 的 ACK，B 就会重发 FIN，这个时候 A 再收到这个包之后，A 曾经等了 2MSL 的工夫了，曾经惨绝人寰了，之后的包就都不认了，于是就间接发送 RST 而不再发送 ACK，B 就晓得 A 曾经开释资源了

管制原理

TCP 建设连贯和断开连接的过程形容结束后，就是连贯过程中的一些管制。客户端和服务器之间发送数据时，TCP 有 流量管制 和拥塞管制 两种机制

流量管制是为了 打消发送方使接管方缓存溢出 的可能性，也就是说，流量管制是一个速度匹配的服务，发送方的发送速率要和接管方应用程序的读取速率相匹配

拥塞管制指的是，发送方因为 IP 网络的拥挤而被克制，这种模式的管制才叫拥塞管制。尽管二者的动作类似，然而它们是针对不同的起因而采取的措施

因为流量管制和拥塞管制的动作类似，所以在进行管制时，它们 都会应用到窗口，上面就是窗口的构造和相干的概念，窗口中的数字，是发包时的序号，此处为了简便假设序号从 1 开始

发送端的缓存里，有一系列的包，依据解决状况能够分为以下四种：

• 曾经发送结束，而且曾经收到确认的包
• 曾经发送然而还没有收到确认信息的包
• 还没有发送，然而曾经期待发送的包
• 没有发送，而且临时也不筹备发送的包

于是，接管方会通知发送方一个窗口的大小，叫做 Advertised window. 这个窗口的大小等于下面第二局部与第三局部的和，也就是曾经发送并期待确认的，以及筹备发送的。超过这个大小接管方的缓存可能会溢出，于是发送方须要保护上面的数据结构：

• LastByteAcked：第一局部和第二局部的分界线
• LastByteSent：第二局部和第三局部的分界线
• LastByteAcked + AdvertisedWindow：第三局部和第四局部的分界线

接管方的缓存中，记录的内容如下：

• 承受并且确认过的
• 还没接管，然而马上就能接管的。也就是接管方可能承受的最多报文数量
• 还没接管，也没法接管的。也就是会使得缓存溢出的局部

对应的数据结构如下所示：

• MaxRcvBuffer：最大缓存的量
• LastByteRead: 是图中最左侧的箭头。之前的是曾经接管了而且曾经被应用层读取了；之后是曾经接管了，然而还没被应用层读取的
• NextByteExpected: 这个箭头左侧是曾经确认接管的，右侧是期待接管的

NextByteExpected 和 LastByteRead 的差是还没被应用层读取的局部占用掉的 MaxRcvBuffer 的量，用 A 示意。后面提到的，接管方要传递给发送方的窗口的大小 AdvertisedWindow 是 MaxRcvBuffer 减去 A。也就是：AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – (NextByteExpected – LastByteRead)。

NextByteExpected 加 AdvertisedWindow 就是第二局部和第三局部的分界线，其实也就是 LastByteRead 加上 MaxRcvBuffer。其中第二局部外面，因为受到的包可能不是程序的，会呈现空档，只有和第一局部间断的，能够马上进行回复，两头空着的局部须要期待，哪怕前面的曾经来了。这是因为要保障包的程序性

介绍完具体的数据结构，上面就是具体在流量管制和拥塞管制里的利用

流量管制

TCP 通过让发送方保护一个叫做 接管窗口 (receive window，也就是下面提到的 Advertised window) 的变量来提供流量管制的服务。这个变量用来告诉发送方，接管方还有多少可用的缓存空间。而 TCP 是全双工通信，所以客户端和服务器 都有接管窗口。

接下来通过一个案例，来阐明流量管制中的原理。还是应用上述数据结构中的图：

图中红色框示意的就是窗口，先假如这个窗口是不变的，始终是 9. 当收到 4 号包的 ACK 后，这个窗口会右移一格，所以第 13 号包也就能够发送了。而假如发送方一下子将 10 ~ 13 号包全副发送后，那么就会进行发送，未发送可发送的局部就变成了 0：

当接管到 5 号包的 ACK 后，窗口又会向右挪动一格，所以第 14 号包也能够发送了：

如此窗口始终向右挪动，就是失常发包的状况。如果接管方解决的很慢，导致缓存中没有空间能够接管发送方发过来的包了，就能够通过 ACK 信息批改发送方窗口的大小，甚至能够设置为 0 以便让发送方暂停发送。以下就是窗口能够更改的状况：

假如接管方的利用始终不读取缓存中的数据，所以当发送方收到 6 号包的 ACK 后，窗口须要放大变成 8。所以这个长度为 8 的窗口，在 6 号包的 ACK 达到的时候，并没有整体向右挪动一格，而是仅左侧挪动，使得窗口放大：

如果此时接管方还是始终不解决数据，那么窗口会始终放大始终放大直到放大为 0 为止。如下图所示，当发送方收到 14 号包的 ACK 时，整个窗口会被调整为 0 从而进行发送

如果这样的话，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。当接管方比较慢的时候，要避免 低能窗口综合征，别空出一个字节来就赶快通知发送方，而后马上又填满了，能够当窗口太小的时候，不更新窗口，直到达到肯定大小，或者缓冲区一半为空，才更新窗口。

以上就是 TCP 流量管制的机制

下面提到的低能窗口综合征，是这样的 (A 是发送方，B 是接管方)。这个景象产生的条件是 B 的接管缓存曾经满了，而且 B 没有数据要发送给 A 了。在这两个条件下，当 B 的利用将缓存中的数据读入，而后清空缓存后，TCP 并不会向 A 发送 rwnd 曾经不为 0 的报文，因为此时 B 没有数据要发送给 A。如此，A 会始终认为 B 的接管缓存是满的，也就是 A 被阻塞而不能再发送新数据了。

解决这个问题的办法是，TCP 规定了，当 B 的接管窗口变为 0 是，主机 A 持续发送只有一个字节数据的报文段，这些报文段将会被接管方确认，最终缓存将开始清空，并且 ACK 里将蕴含一个非 0 的 rwnd 值

拥塞管制

拥塞管制和流量管制一样，也应用了窗口机制。流量管制应用的滑动窗口 rwnd 是怕发送方把接管方缓存塞满，而拥塞管制的拥塞窗口 cwnd，是怕把网络塞满。有一个公式：LastByteSent – LastByteAcked <= min {cwnd, rwnd}, 这个公式示意拥塞窗口和滑动窗口独特管制发送的速度。网络上通道的容量 = 带宽 * 往返提早。

上面是一个 TCP 发包的例子，失常状况下，设置发送窗口 (就是曾经发送然而还没有收到确认的局部) 为通道的容量，就能塞满整个通道。然而若此时增大窗口，使得单位工夫内发送更多的包，容易造成丢包；而如果此时减少通路上路由器的缓存，那么会减少时延，容易产生超时重传的景象。

如图所示，假如往返工夫为 8s，来回各 4 秒，每秒发送一个包，每个包 1024byte。曾经过来了 8s，则 8 个包都收回去了，其中前 4 个包曾经达到接收端，然而 ACK 还没有返回，不能算发送胜利。5-8 后四个包还在路上，还没被接管。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，正好等于带宽，也即每秒发送 1 个包，乘以来回工夫 8s。

此时增大发送方的窗口，在单位工夫内发送更多的包。原来发送一个包，从一端达到另一端，假如一共通过四个设施，每个设施解决一个包工夫消耗 1s，所以达到另一端须要消耗 4s，如果发得更快，则单位工夫内，会有更多的包达到这些中间设备，这些设施还是只能每秒解决一个包的话，多进去的包就会被 抛弃

此时若减少中间设备的缓存，使得解决不过去的包先放在队列外面，这样包就不会失落，然而毛病是会 减少时延，导致这些缓存的包花 4s 也达到不了接收端，而且如果时延达到肯定水平，就会超时重传，

于是 TCP 的拥塞管制次要来防止两种景象，包失落 和超时重传。一旦呈现了这些景象就阐明，发送速度太快了，要慢一点。而最开始的时候，发送小包，而后包的大小再一点点增大，这个过程叫做慢启动

TCP 刚建设连贯的时候，会把 cwnd 设置为一个报文段，一次只能发送一个；当收到这一个确认的时候，cwnd 加一，于是一次可能发送两个；当这两个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加一，两个确认 cwnd 加二，于是一次可能发送四个；当这四个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加一，四个确认 cwnd 加四，于是一次可能发送八个。能够看出这是指数性的增长。

然而这种指数增长也有止境，有一个值 ssthresh 为 65535 个字节，当超过这个值的时候，就不能再指数增长了，因为可能整个通路都快满了。所以，在超过 ssthresh 之后，每收到一个确认，cwnd 减少 1/cwnd，从上述 rwnd 的值为 8，一次发送八个，当八个确认到来的时候，每个确认减少 1/8，八个确认一共 cwnd 减少 1，于是一次可能发送九个，变成了线性增长。

然而线性增长也还在增长，增长到开始呈现拥塞，此时就必须升高发包的速度了。

拥塞的一种表现形式是丢包，须要超时重传。传统的形式是这样的，将 sshresh 设为 cwnd/2，将 cwnd 设为 1，从新开始慢启动。然而这种形式太激进了，将一个高速的传输速度一下子停了下来，会造成网络卡顿。

新型的形式是，采纳上面很快会提到的 “疾速重传算法“。当接收端发现丢了一个两头包的时候，发送三次前一个包的 ACK，于是发送端就会疾速地重传，不用期待超时再重传。TCP 认为这种状况不重大，因为大部分没丢，只丢了一小部分，所以 cwnd 减半为 cwnd/2，而后 sshthresh = cwnd，当三个包返回的时候，cwnd = sshthresh + 3，也就是略微升高了一些速度，留有线性增长的空间。上面这张图片，就是采纳这两种办法时，发送速度的变动：

拥塞管制 – TCP BBR 拥塞算法

TCP 的拥塞管制，使得在时延很重要的状况下，反而升高了速度。然而拥塞管制次要来防止的两个景象都是有问题的：

1. 丢包的问题。产生丢包并不一定就示意，网络通道曾经被填满了，即使是带宽不满的时候，也可能产生丢包
2. TCP 的拥塞管制要等到将中间设备都填充斥了，才产生丢包，从而升高速度，这时候曾经晚了。其实 TCP 只有填满网络通路就能够了，不应该持续填充直到连缓存也被填满。

为了解决下面两个问题，就有了 TCP BBR 算法。这个算法试图找到一个平衡点，就是通过一直地放慢发送速度，将管道填满，然而不填满中间设备的缓存，从而防止减少时延。在这个平衡点上，就能够很好的达到高带宽和低时延的均衡。

程序问题和丢包问题

接下来形容的是，TCP 要保障程序性时遇到的问题。简略来说就是，因为产生了丢包，导致接管时程序产生了变动，所以须要从新发送没有达到的包。而确定发送的机会，有两种办法，一种是 超时重传 ，另一种是 疾速重传。

在这一部分，还是应用上文中介绍数据结构时的图片，下面一张是发送方的图片，上面一张是接管方的图片

此刻在发送方，1、2、3 曾经收回并且曾经收到了确认；4 ~ 9 是曾经发送进来然而没有失去确认的的包；10、11、12 是筹备发送但还没有发送的包；前面几个包是接管方没有足够的空间，目前还不能发送的包。在接收端来看，1、2、3、4、5 是曾经实现 ACK，然而没读取的；6、7 是期待接管的；8、9 是曾经接管，然而没有 ACK 的。

发送端和接收端以后的状态：1、2、3 没有问题，单方达成了统一；4、5 接管方说 ACK 了，然而发送方还没收到，有可能丢了，有可能在路上；6、7、8、9 曾经发送，然而 8、9 曾经到了，6、7 没到，呈现了乱序，缓存着然而无奈发送 ACK。

假如 4 的 ACK 到了，而 5 的 ACK 丢了，6、7 的数据包丢了，采取的方法如下：

一种办法就是 超时重试，也即对每一个发送了，然而没有 ACK 的包，都设一个定时器，超过了肯定的工夫，就从新尝试。然而这个工夫不宜过短，工夫必须大于往返工夫 (英文名叫 RTT)，否则会引起不必要的重传；也不宜过长，这样超时工夫变长，拜访就变慢了

预计往返工夫，须要 TCP 通过采样 RTT 的工夫，而后进行加权均匀，算出一个值，而且这个值会因为网络情况的变动而一直变动。除了采样 RTT，还要采样 RTT 的稳定范畴，计算出一个预计的超时工夫。因为重传工夫是一直变动的，咱们称为 自适应重传算法（Adaptive Retransmission Algorithm）。

如果过一段时间，5、6、7 都超时了，就会从新发送。接管方发现 5 原来接管过，于是抛弃 5；6 收到了，接管方发送 ACK，要求下一个是 7，但 7 可怜又丢了。当 7 再次超时的时候，就是须要重传的时候，TCP 的策略是 超时距离加倍。每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时工夫距离设为先前值的两倍。两次超时，就阐明网络环境差，不宜频繁重复发送。

超时触发重传存在的问题是，超时周期可能绝对较长。而且须要统计 RTT 及其稳定范畴，无疑减少了工作量。所以就有 第二种办法 能够抉择：疾速重传

疾速重传的机制是：当接管方收到一个序号大于下一个所冀望的报文段时，就会检测到数据流中的一个距离，于是它就会发送冗余的 ACK，ACK 的值是冀望接管的报文段。而当客户端收到三个冗余的 ACK 后，就会在定时器过期之前，重传失落的报文段

例如，6 号报文和 8 号报文接管方都收到了，就是没有收到 7 号报文，所以很大可能 7 号报文丢了。于是发送 6 的 ACK，要求下一个是 7。而后收到后续的包，依然发送 6 的 ACK，要求下一个是 7。当客户端收到 3 个反复 ACK，就会发现 7 确实丢了，不等超时，马上重发

还有一种形式称为 Selective Acknowledgment（SACK）。这种形式须要在 TCP 头里加一个 SACK 的货色，能够将缓存的地图发送给发送方。例如能够发送 ACK6、SACK8、SACK9，有了地图，发送方一下子就能看进去是 7 丢了