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先亮出这篇文章的思维导图:

TCP 作为传输层的协定，是一个IT工程师素养的体现，也是面试中常常被问到的知识点。在此，我将 TCP 外围的一些问题梳理了一下，心愿能帮到各位。

001. 能不能说一说 TCP 和 UDP 的区别？

首先概括一下根本的区别:

TCP是一个面向连贯的、牢靠的、基于字节流的传输层协定。

而UDP是一个面向无连贯的传输层协定。(就这么简略，其它TCP的个性也就没有了)。

具体来剖析，和 UDP 相比，TCP 有三大外围个性:

  1. 面向连贯。所谓的连贯，指的是客户端和服务器的连贯，在单方相互通信之前，TCP 须要三次握手建设连贯，而 UDP 没有相应建设连贯的过程。
  2. 可靠性。TCP 花了十分多的功夫保障连贯的牢靠，这个可靠性体现在哪些方面呢？一个是有状态，另一个是可管制。

TCP 会精准记录哪些数据发送了，哪些数据被对方接管了，哪些没有被接管到，而且保障数据包按序达到，不容许半点过错。这是有状态。

当意识到丢包了或者网络环境不佳，TCP 会依据具体情况调整本人的行为，管制本人的发送速度或者重发。这是可管制。

相应的，UDP 就是无状态, 不可控的。

  1. 面向字节流。UDP 的数据传输是基于数据报的，这是因为仅仅只是继承了 IP 层的个性，而 TCP 为了保护状态，将一个个 IP 包变成了字节流。

002: 说说 TCP 三次握手的过程？为什么是三次而不是两次、四次？

恋爱模仿

以谈恋爱为例，两个人可能在一起最重要的事件是首先确认各自爱和被爱的能力。接下来咱们以此来模仿三次握手的过程。

第一次:

男: 我爱你。

女方收到。

由此证明男方领有爱的能力。

第二次:

女: 我收到了你的爱，我也爱你。

男方收到。

OK，当初的状况阐明，女方领有爱和被爱的能力。

第三次:

男: 我收到了你的爱。

女方收到。

当初可能保障男方具备被爱的能力。

由此残缺地确认了单方爱和被爱的能力，两人开始一段苦涩的恋情。

实在握手

当然刚刚那段属于扯淡，不代表自己价值观，目标是让大家了解整个握手过程的意义，因为两个过程十分类似。对应到 TCP 的三次握手，也是须要确认单方的两样能力: 发送的能力和接管的能力。于是便会有上面的三次握手的过程:

从最开始单方都处于CLOSED状态。而后服务端开始监听某个端口，进入了LISTEN状态。

而后客户端被动发动连贯，发送 SYN , 本人变成了SYN-SENT状态。

服务端接管到，返回SYN和ACK(对应客户端发来的SYN)，本人变成了SYN-REVD。

之后客户端再发送ACK给服务端，本人变成了ESTABLISHED状态；服务端收到ACK之后，也变成了ESTABLISHED状态。

另外须要揭示你留神的是，从图中能够看出，SYN 是须要耗费一个序列号的，下次发送对应的 ACK 序列号要加1，为什么呢？只须要记住一个规定:

但凡须要对端确认的，肯定耗费TCP报文的序列号。

SYN 须要对端的确认， 而 ACK 并不需要，因而 SYN 耗费一个序列号而 ACK 不须要。

为什么不是两次？

根本原因: 无奈确认客户端的接管能力。

剖析如下:

如果是两次，你当初发了 SYN 报文想握手，然而这个包滞留在了以后的网络中迟迟没有达到，TCP 认为这是丢了包，于是重传，两次握手建设好了连贯。

看似没有问题，然而连贯敞开后，如果这个滞留在网路中的包达到了服务端呢？这时候因为是两次握手，服务端只有接管到而后发送相应的数据包，就默认建设连贯，然而当初客户端曾经断开了。

看到问题的吧，这就带来了连贯资源的节约。

为什么不是四次？

三次握手的目标是确认单方发送和接管的能力，那四次握手能够嘛？

当然能够，100 次都能够。但为了解决问题，三次就足够了，再多用处就不大了。

三次握手过程中能够携带数据么？

第三次握手的时候，能够携带。前两次握手不能携带数据。

如果前两次握手可能携带数据，那么一旦有人想攻打服务器，那么他只须要在第一次握手中的 SYN 报文中放大量数据，那么服务器势必会耗费更多的工夫和内存空间去解决这些数据，增大了服务器被攻打的危险。

第三次握手的时候，客户端曾经处于ESTABLISHED状态，并且曾经可能确认服务器的接管、发送能力失常，这个时候绝对平安了，能够携带数据。

同时关上会怎么？

如果单方同时发 SYN报文，状态变动会是怎么的呢？

这是一个可能会产生的状况。

状态变迁如下:

在发送方给接管方发SYN报文的同时，接管方也给发送方发SYN报文，两个人刚上了!

发完SYN，两者的状态都变为SYN-SENT。

在各自收到对方的SYN后，两者状态都变为SYN-REVD。

接着会回复对应的ACK + SYN，这个报文在对方接管之后，两者状态一起变为ESTABLISHED。

这就是同时关上状况下的状态变迁。

003: 说说 TCP 四次挥手的过程

过程拆解

刚开始单方处于ESTABLISHED状态。

客户端要断开了，向服务器发送 FIN 报文，在 TCP 报文中的地位如下图:

发送后客户端变成了FIN-WAIT-1状态。留神, 这时候客户端同时也变成了half-close(半敞开)状态，即无奈向服务端发送报文，只能接管。

服务端接管后向客户端确认，变成了CLOSED-WAIT状态。

客户端接管到了服务端的确认，变成了FIN-WAIT2状态。

随后，服务端向客户端发送FIN，本人进入LAST-ACK状态，

客户端收到服务端发来的FIN后，本人变成了TIME-WAIT状态，而后发送 ACK 给服务端。

留神了，这个时候，客户端须要期待足够长的工夫，具体来说，是 2 个 MSL(Maximum Segment Lifetime，报文最大生存工夫), 在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发申请，那么示意 ACK 胜利达到，挥手完结，否则客户端重发 ACK。

期待2MSL的意义

如果不期待会怎么？

如果不期待，客户端间接跑路，当服务端还有很多数据包要给客户端发，且还在路上的时候，若客户端的端口此时刚好被新的利用占用，那么就接管到了无用数据包，造成数据包凌乱。所以，最保险的做法是等服务器发来的数据包都死翘翘再启动新的利用。

那，照这样说一个 MSL 不就不够了吗，为什么要期待 2 MSL?

  • 1 个 MSL 确保四次挥手中被动敞开方最初的 ACK 报文最终能达到对端
  • 1 个 MSL 确保对端没有收到 ACK 重传的 FIN 报文能够达到

这就是期待 2MSL 的意义。

为什么是四次挥手而不是三次？

因为服务端在接管到FIN, 往往不会立刻返回FIN, 必须等到服务端所有的报文都发送结束了，能力发FIN。因而先发一个ACK示意曾经收到客户端的FIN，提早一段时间才发FIN。这就造成了四次挥手。

如果是三次挥手会有什么问题？

等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手，这个时候长时间的提早可能会导致客户端误以为FIN没有达到客户端，从而让客户端一直的重发FIN。

同时敞开会怎么？

如果客户端和服务端同时发送 FIN ，状态会如何变动？如图所示:

004: 说说半连贯队列和 SYN Flood 攻打的关系

三次握手前，服务端的状态从CLOSED变为LISTEN, 同时在外部创立了两个队列：半连贯队列和全连贯队列，即SYN队列和ACCEPT队列。

半连贯队列

当客户端发送SYN到服务端，服务端收到当前回复ACK和SYN，状态由LISTEN变为SYN_RCVD，此时这个连贯就被推入了SYN队列，也就是半连贯队列。

全连贯队列

当客户端返回ACK, 服务端接管后，三次握手实现。这个时候连贯期待被具体的利用取走，在被取走之前，它会被推入另外一个 TCP 保护的队列，也就是全连贯队列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻打原理

SYN Flood 属于典型的 DoS/DDoS 攻打。其攻打的原理很简略，就是用客户端在短时间内伪造大量不存在的 IP 地址，并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言，会产生两个危险的结果:

  1. 解决大量的SYN包并返回对应ACK, 势必有大量连贯处于SYN_RCVD状态，从而占满整个半连贯队列，无奈解决失常的申请。
  2. 因为是不存在的 IP，服务端长时间收不到客户端的ACK，会导致服务端一直重发数据，直到耗尽服务端的资源。

如何应答 SYN Flood 攻打？

  • 减少 SYN 连贯，也就是减少半连贯队列的容量。
  • 缩小 SYN + ACK 重试次数，防止大量的超时重发。
  • 利用 SYN Cookie 技术，在服务端接管到SYN后不立刻调配连贯资源，而是依据这个SYN计算出一个Cookie，连同第二次握手回复给客户端，在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值，服务端验证 Cookie 非法之后才调配连贯资源。

005: 介绍一下 TCP 报文头部的字段

报文头部构造如下(单位为字节):

请大家牢记这张图！

源端口、指标端口

如何标识惟一标识一个连贯？答案是 TCP 连贯的四元组——源 IP、源端口、指标 IP 和指标端口。

那 TCP 报文怎么没有源 IP 和指标 IP 呢？这是因为在 IP 层就曾经解决了 IP 。TCP 只须要记录两者的端口即可。

序列号

即Sequence number, 指的是本报文段第一个字节的序列号。

从图中能够看出，序列号是一个长为 4 个字节，也就是 32 位的无符号整数，示意范畴为 0 ~ 2^32 - 1。如果达到最大值了后就循环到0。

序列号在 TCP 通信的过程中有两个作用:

  • 在 SYN 报文中替换彼此的初始序列号。
  • 保障数据包按正确的程序组装。

ISN

即Initial Sequence Number（初始序列号）,在三次握手的过程当中，单方会用过SYN报文来替换彼此的 ISN。

ISN 并不是一个固定的值，而是每 4 ms 加一，溢出则回到 0，这个算法使得猜想 ISN 变得很艰难。那为什么要这么做？

如果 ISN 被攻击者预测到，要晓得源 IP 和源端口号都是很容易伪造的，当攻击者猜想 ISN 之后，间接伪造一个 RST 后，就能够强制连贯敞开的，这是十分危险的。

而动静增长的 ISN 大大提高了猜想 ISN 的难度。

确认号

即ACK(Acknowledgment number)。用来告知对方下一个冀望接管的序列号，小于ACK的所有字节曾经全副收到。

标记位

常见的标记位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。

SYN 和 ACK 曾经在上文说过，后三个解释如下: FIN：即 Finish，示意发送方筹备断开连接。

RST：即 Reset，用来强制断开连接。

PSH：即 Push, 告知对方这些数据包收到后应该马上交给下层的利用，不能缓存。

窗口大小

占用两个字节，也就是 16 位，但实际上是不够用的。因而 TCP 引入了窗口缩放的选项，作为窗口缩放的比例因子，这个比例因子的范畴在 0 ~ 14，比例因子能够将窗口的值扩充为原来的 2 ^ n 次方。

校验和

占用两个字节，避免传输过程中数据包有损坏，如果遇到校验和有过错的报文，TCP 间接抛弃之，期待重传。

可选项

可选项的格局如下:

罕用的可选项有以下几个:

  • TimeStamp: TCP 工夫戳，前面具体介绍。
  • MSS: 指的是 TCP 容许的从对方接管的最大报文段。
  • SACK: 抉择确认选项。
  • Window Scale：窗口缩放选项。

006: 说说 TCP 疾速关上的原理(TFO)

第一节讲了 TCP 三次握手，可能有人会说，每次都三次握手好麻烦呀！能不能优化一点？

能够啊。明天来说说这个优化后的 TCP 握手流程，也就是 TCP 疾速关上(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。

优化的过程是这样的，还记得咱们说 SYN Flood 攻打时提到的 SYN Cookie 吗？这个 Cookie 可不是浏览器的Cookie, 用它同样能够实现 TFO。

TFO 流程

首轮三次握手

首先客户端发送SYN给服务端，服务端接管到。

留神哦！当初服务端不是立即回复 SYN + ACK，而是通过计算失去一个SYN Cookie, 将这个Cookie放到 TCP 报文的 Fast Open选项中，而后才给客户端返回。

客户端拿到这个 Cookie 的值缓存下来。前面失常实现三次握手。

首轮三次握手就是这样的流程。而前面的三次握手就不一样啦！

前面的三次握手

在前面的三次握手中，客户端会将之前缓存的 Cookie、SYN 和HTTP申请(是的，你没看错)发送给服务端，服务端验证了 Cookie 的合法性，如果不非法间接抛弃；如果是非法的，那么就失常返回SYN + ACK。

重点来了，当初服务端能向客户端发 HTTP 响应了！这是最显著的扭转，三次握手还没建设，仅仅验证了 Cookie 的合法性，就能够返回 HTTP 响应了。

当然，客户端的ACK还得失常传过来，不然怎么叫三次握手嘛。

流程如下:

留神: 客户端最初握手的 ACK 不肯定要等到服务端的 HTTP 响应达到才发送，两个过程没有任何关系。

TFO 的劣势

TFO 的劣势并不在与首轮三次握手，而在于前面的握手，在拿到客户端的 Cookie 并验证通过当前，能够间接返回 HTTP 响应，充分利用了1 个RTT(Round-Trip Time，往返时延)的工夫提前进行数据传输，积攒起来还是一个比拟大的劣势。

007: 能不能说说TCP报文中工夫戳的作用？

timestamp是 TCP 报文首部的一个可选项，一共占 10 个字节，格局如下:

kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节)

其中 kind = 8， length = 10， info 有两局部形成: timestamp和timestamp echo，各占 4 个字节。

那么这些字段都是干嘛的呢？它们用来解决那些问题？

接下来咱们就来一一梳理，TCP 的工夫戳次要解决两大问题:

  • 计算往返时延 RTT(Round-Trip Time)
  • 避免序列号的回绕问题

计算往返时延 RTT

在没有工夫戳的时候，计算 RTT 会遇到的问题如下图所示:

如果以第一次发包为开始工夫的话，就会呈现左图的问题，RTT 显著偏大，开始工夫应该采纳第二次的；

如果以第二次发包为开始工夫的话，就会导致右图的问题，RTT 显著偏小，开始工夫应该采纳第一次发包的。

实际上无论开始工夫以第一次发包还是第二次发包为准，都是不精确的。

那这个时候引入工夫戳就很好的解决了这个问题。

比方当初 a 向 b 发送一个报文 s1，b 向 a 回复一个含 ACK 的报文 s2 那么：

  • step 1: a 向 b 发送的时候，timestamp 中寄存的内容就是 a 主机发送时的内核时刻 ta1。
  • step 2: b 向 a 回复 s2 报文的时候，timestamp 中寄存的是 b 主机的时刻 tb, timestamp echo字段为从 s1 报文中解析进去的 ta1。
  • step 3: a 收到 b 的 s2 报文之后，此时 a 主机的内核时刻是 ta2, 而在 s2 报文中的 timestamp echo 选项中能够失去 ta1, 也就是 s2 对应的报文最后的发送时刻。而后间接采纳 ta2 - ta1 就失去了 RTT 的值。

避免序列号回绕问题

当初咱们来模仿一下这个问题。

序列号的范畴其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了不便演示，咱们放大一下这个区间，假如范畴是 0 ~ 4，那么达到 4 的时候会回到 0。

假如在第 6 次的时候，之前还滞留在网路中的包回来了，那么就有两个序列号为1 ~ 2的数据包了，怎么辨别谁是谁呢？这个时候就产生了序列号回绕的问题。

那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题，因为每次发包的时候都是将发包机器过后的内核工夫记录在报文中，那么两次发包序列号即便雷同，工夫戳也不可能雷同，这样就可能辨别开两个数据包了。

008: TCP 的超时重传工夫是如何计算的？

TCP 具备超时重传机制，即距离一段时间没有等到数据包的回复时，重传这个数据包。

那么这个重传距离是如何来计算的呢？

明天咱们就来讨论一下这个问题。

这个重传距离也叫做超时重传工夫(Retransmission TimeOut, 简称RTO)，它的计算跟上一节提到的 RTT 密切相关。这里咱们将介绍两种次要的办法，一个是经典办法，一个是规范办法。

经典办法

经典办法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed round trip time，即平滑往返工夫)，没产生一次新的 RTT. 就依据肯定的算法对 SRTT 进行更新，具体而言，计算形式如下(SRTT 初始值为0):

SRTT = ( * SRTT) + ((1 - ) * RTT)

其中， 是平滑因子，倡议值是0.8，范畴是0.8 ~ 0.9。

拿到 SRTT，咱们就能够计算 RTO 的值了:

RTO = min(ubound, max(lbound,  * SRTT))

是加权因子，个别为1.3 ~ 2.0， lbound 是下界，ubound 是上界。

其实这个算法过程还是很简略的，然而也存在肯定的局限，就是在 RTT 稳固的中央体现还能够，而在 RTT 变动较大的中央就不行了，因为平滑因子 的范畴是0.8 ~ 0.9, RTT 对于 RTO 的影响太小。

规范办法

为了解决经典办法对于 RTT 变动不敏感的问题，前面又引出了规范办法，也叫Jacobson / Karels 算法。

一共有三步。

第一步: 计算SRTT，公式如下:

SRTT = (1 - ) * SRTT +  * RTT

留神这个时候的 跟经典办法中的取值不一样了，倡议值是1/8，也就是0.125。

第二步: 计算RTTVAR(round-trip time variation)这个两头变量。

RTTVAR = (1 - ) * RTTVAR +  * (|RTT - SRTT|)

倡议值为 0.25。这个值是这个算法中出彩的中央，也就是说，它记录了最新的 RTT 与以后 SRTT 之间的差值，给咱们在后续感知到 RTT 的变动提供了抓手。

第三步: 计算最终的RTO:

RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR

µ倡议值取1, ∂倡议值取4。

这个公式在 SRTT 的根底上加上了最新 RTT 与它的偏移，从而很好的感知了 RTT 的变动，这种算法下，RTO 与 RTT 变动的差值关系更加亲密。

009: 能不能说一说 TCP 的流量管制？

对于发送端和接收端而言，TCP 须要把发送的数据放到发送缓存区, 将接管的数据放到接管缓存区。

而流量管制索要做的事件，就是在通过接管缓存区的大小，管制发送端的发送。如果对方的接管缓存区满了，就不能再持续发送了。

要具体了解流量管制，首先须要理解滑动窗口的概念。

TCP 滑动窗口

TCP 滑动窗口分为两种: 发送窗口和接管窗口。

发送窗口

发送端的滑动窗口构造如下:

其中蕴含四大局部:

  • 已发送且已确认
  • 已发送但未确认
  • 未发送但能够发送
  • 未发送也不能够发送

其中有一些重要的概念，我标注在图中:

发送窗口就是图中被框住的范畴。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 示意未被确认，NXT 即next, 示意下一个发送的地位。

接管窗口

接收端的窗口构造如下:

REV 即 receive，NXT 示意下一个接管的地位，WND 示意接管窗口大小。

流量管制过程

这里咱们不必太简单的例子，以一个最简略的来回来模仿一下流量管制的过程，不便大家了解。

首先单方三次握手，初始化各自的窗口大小，均为 200 个字节。

如果以后发送端给接收端发送 100 个字节，那么此时对于发送端而言，SND.NXT 当然要右移 100 个字节，也就是说以后的可用窗口缩小了 100 个字节，这很好了解。

当初这 100 个达到了接收端，被放到接收端的缓冲队列中。不过此时因为大量负载的起因，接收端解决不了这么多字节，只能解决 40 个字节，剩下的 60 个字节被留在了缓冲队列中。

留神了，此时接收端的状况是解决能力不够用啦，你发送端给我少发点，所以此时接收端的接管窗口应该放大，具体来说，放大 60 个字节，由 200 个字节变成了 140 字节，因为缓冲队列还有 60 个字节没被利用拿走。

因而，接收端会在 ACK 的报文首部带上放大后的滑动窗口 140 字节，发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。

此时对于发送端而言，曾经发送且确认的局部减少 40 字节，也就是 SND.UNA 右移 40 个字节，同时发送窗口放大为 140 个字节。

这也就是流量管制的过程。只管回合再多，整个管制的过程和原理是一样的。

010: 能不能说说 TCP 的拥塞管制？

上一节所说的流量管制产生在发送端跟接收端之间，并没有思考到整个网络环境的影响，如果说以后网络特地差，特地容易丢包，那么发送端就应该留神一些了。而这，也正是拥塞管制须要解决的问题。

对于拥塞管制来说，TCP 每条连贯都须要保护两个外围状态:

  • 拥塞窗口（Congestion Window，cwnd）
  • 慢启动阈值（Slow Start Threshold，ssthresh）

波及到的算法有这几个:

  • 慢启动
  • 拥塞防止
  • 疾速重传和疾速复原

接下来，咱们就来一一拆解这些状态和算法。首先，从拥塞窗口说起。

拥塞窗口

拥塞窗口（Congestion Window，cwnd）是指目前本人还能传输的数据量大小。

那么之前介绍了接管窗口的概念，两者有什么区别呢？

  • 接管窗口(rwnd)是接收端给的限度
  • 拥塞窗口(cwnd)是发送端的限度

限度谁呢？

限度的是发送窗口的大小。

有了这两个窗口，如何来计算发送窗口？

发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)

取两者的较小值。而拥塞管制，就是来管制cwnd的变动。

慢启动

刚开始进入传输数据的时候，你是不晓得当初的网路到底是稳固还是拥挤的，如果做的太激进，发包太急，那么疯狂丢包，造成雪崩式的网络劫难。

因而，拥塞管制首先就是要采纳一种激进的算法来缓缓地适应整个网路，这种算法叫慢启动。运作过程如下:

  • 首先，三次握手，单方宣告本人的接管窗口大小
  • 单方初始化本人的拥塞窗口(cwnd)大小
  • 在开始传输的一段时间，发送端每收到一个 ACK，拥塞窗口大小加 1，也就是说，每通过一个 RTT，cwnd 翻倍。如果说初始窗口为 10，那么第一轮 10 个报文传完且发送端收到 ACK 后，cwnd 变为 20，第二轮变为 40，第三轮变为 80，顺次类推。

难道就这么无止境地翻倍上来？当然不可能。它的阈值叫做慢启动阈值，当 cwnd 达到这个阈值之后，好比踩了下刹车，别涨了那么快了，老铁，先 hold 住！

在达到阈值后，如何来管制 cwnd 的大小呢？

这就是拥塞防止做的事件了。

拥塞防止

原来每收到一个 ACK，cwnd 加1，当初达到阈值了，cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。那你认真算算，一轮 RTT 下来，收到 cwnd 个 ACK, 那最初拥塞窗口的大小 cwnd 总共才减少 1。

也就是说，以前一个 RTT 下来，cwnd翻倍，当初cwnd只是减少 1 而已。

当然，慢启动和拥塞防止是一起作用的，是一体的。

疾速重传和疾速复原

疾速重传

在 TCP 传输的过程中，如果产生了丢包，即接收端发现数据段不是按序达到的时候，接收端的解决是反复发送之前的 ACK。

比方第 5 个包丢了，即便第 6、7 个包达到的接收端，接收端也一律返回第 4 个包的 ACK。当发送端收到 3 个反复的 ACK 时，意识到丢包了，于是马上进行重传，不必等到一个 RTO 的工夫到了才重传。

这就是疾速重传，它解决的是是否须要重传的问题。

选择性重传

那你可能会问了，既然要重传，那么只重传第 5 个包还是第5、6、7 个包都重传呢？

当然第 6、7 个都曾经达到了，TCP 的设计者也不傻，曾经传过来干嘛还要传？罗唆记录一下哪些包到了，哪些没到，针对性地重传。

在收到发送端的报文后，接收端回复一个 ACK 报文，那么在这个报文首部的可选项中，就能够加上SACK这个属性，通过left edge和right edge告知发送端曾经收到了哪些区间的数据报。因而，即便第 5 个包丢包了，当收到第 6、7 个包之后，接收端仍然会通知发送端，这两个包到了。剩下第 5 个包没到，就重传这个包。这个过程也叫做选择性重传(SACK，Selective Acknowledgment)，它解决的是如何重传的问题。

疾速复原

当然，发送端收到三次反复 ACK 之后，发现丢包，感觉当初的网络曾经有些拥塞了，本人会进入疾速复原阶段。

在这个阶段，发送端如下扭转：

  • 拥塞阈值升高为 cwnd 的一半
  • cwnd 的大小变为拥塞阈值
  • cwnd 线性减少

以上就是 TCP 拥塞管制的经典算法: 慢启动、拥塞防止、疾速重传和疾速复原。

011: 能不能说说 Nagle 算法和提早确认？

Nagle 算法

试想一个场景，发送端不停地给接收端发很小的包，一次只发 1 个字节，那么发 1 千个字节须要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的，不光是传输的时延耗费，发送和确认自身也是须要耗时的，频繁的发送接管带来了微小的时延。

而防止小包的频繁发送，这就是 Nagle 算法要做的事件。

具体来说，Nagle 算法的规定如下:

  • 当第一次发送数据时不必期待，就算是 1byte 的小包也立刻发送
  • 前面发送满足上面条件之一就能够发了:
  • 数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)
  • 之前所有包的 ACK 都已接管到

提早确认

试想这样一个场景，当我收到了发送端的一个包，而后在极短的工夫内又接管到了第二个包，那我是一个个地回复，还是略微等一下，把两个包的 ACK 合并后一起回复呢？

提早确认(delayed ack)所做的事件，就是后者，稍稍提早，而后合并 ACK，最初才回复给发送端。TCP 要求这个提早的时延必须小于500ms，个别操作系统实现都不会超过200ms。

不过须要次要的是，有一些场景是不能提早确认的，收到了就要马上回复:

  • 接管到了大于一个 frame 的报文，且须要调整窗口大小
  • TCP 处于 quickack 模式（通过tcp_in_quickack_mode设置）
  • 发现了乱序包

两者一起应用会怎么？

前者意味着提早发，后者意味着提早接管，会造成更大的提早，产生性能问题。

012. 如何了解 TCP 的 keep-alive？

大家都据说过 http 的keep-alive, 不过 TCP 层面也是有keep-alive机制，而且跟应用层不太一样。

试想一个场景，当有一方因为网络故障或者宕机导致连贯生效，因为 TCP 并不是一个轮询的协定，在下一个数据包达到之前，对端对连贯生效的状况是无所不知的。

这个时候就呈现了 keep-alive, 它的作用就是探测对端的连贯有没有生效。

在 Linux 下，能够这样查看相干的配置:

sudo sysctl -a | grep keepalive// 每隔 7200 s 检测一次net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200// 一次最多重传 9 个包net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9// 每个包的距离重传距离 75 snet.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75

不过，现状是大部分的利用并没有默认开启 TCP 的keep-alive选项，为什么？

站在利用的角度:

  • 7200s 也就是两个小时检测一次，工夫太长
  • 工夫再短一些，也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连贯

因而是一个比拟难堪的设计。