TCP分析和詳解
TCP是一個巨複雜的協議，因爲他要解決很多問題，而這些問題又帶出了很多子問題和陰暗面。所以學習TCP本身是個比較痛苦的過程，但對於學習的過程卻能讓人有很多收穫。關於TCP這個協議的細節，我還是推薦你去看W.Richard Stevens的《TCP/IP 詳解 卷1：協議》（當然，你也可以去讀一下RFC793以及後面N多的RFC）。另外，本文我會使用英文術語，這樣方便你通過這些英文關鍵詞來查找相關的技術文檔。
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• 上篇中，主要向你介紹TCP協議的定義和丟包時的重傳機制。
• 下篇中，重點介紹TCP的流迭、擁塞處理。
廢話少說，首先，我們需要知道TCP在網絡OSI的七層模型中的第四層——Transport層，IP在第三層——Network層，ARP在第二 層——Data Link層，在第二層上的數據，我們叫Frame，在第三層上的數據叫Packet，第四層的數據叫Segment。
首先，我們需要知道，我們程序的數據首先會打到TCP的Segment中，然後TCP的Segment會打到IP的Packet中，然後再打到以太網Ethernet的Frame中，傳到對端後，各個層解析自己的協議，然後把數據交給更高層的協議處理。
TCP頭格式
接下來，我們來看一下TCP頭的格式
TCP頭格式（圖片來源）
你需要注意這麼幾點：
• TCP的包是沒有IP地址的，那是IP層上的事。但是有源端口和目標端口。
• 一個TCP連接需要四個元組來表示是同一個連接（src_ip, src_port, dst_ip, dst_port）準確說是五元組，還有一個是協議。但因爲這裏只是說TCP協議，所以，這裏我只說四元組。
• 注意上圖中的四個非常重要的東西：
• Sequence Number是包的序號，用來解決網絡包亂序（reordering）問題。
• Acknowledgement Number就是ACK——用於確認收到，用來解決不丟包的問題。
• Window又叫Advertised-Window，也就是著名的滑動窗口（Sliding Window），用於解決流控的。
• TCP Flag ，也就是包的類型，主要是用於操控TCP的狀態機的。
關於其它的東西，可以參看下面的圖示
TCP的狀態機
其實，網絡上的傳輸是沒有連接的，包括TCP也是一樣的。而**TCP所謂的“連接”，其實只不過是在通訊的雙方維護一個“連接狀態”，讓它看上去好像有連接一樣。**所以，TCP的狀態變換是非常重要的。
下面是：“TCP協議的狀態機”（圖片來源）
很多人會問，爲什麼建鏈接要3次握手，斷鏈接需要4次揮手？
• 對於建鏈接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的雙方要互相通知對方自己的初始化的Sequence Number（縮寫爲ISN：Inital Sequence Number）——所以叫SYN，全稱Synchronize Sequence Numbers。也就上圖中的 x 和 y。這個號要作爲以後的數據通信的序號，以保證應用層接收到的數據不會因爲網絡上的傳輸的問題而亂序（TCP會用這個序號來拼接數據）。
• 對於4次揮手，其實你仔細看是2次，因爲TCP是全雙工的，所以，發送方和接收方都需要Fin和Ack。只不 過，有一方是被動的，所以看上去就成了所謂的4次揮手。如果兩邊同時斷連接，那就會就進入到CLOSING狀態，然後到達TIME_WAIT狀態。下圖是 雙方同時斷連接的示意圖（你同樣可以對照着TCP狀態機看）：
兩端同時斷連接
另外，有幾個事情需要注意一下：
• 關於建連接時SYN超時。試想一下，如果server端接到了clien發的SYN後回了SYN-ACK後 client掉線了，server端沒有收到client回來的ACK，那麼，這個連接處於一箇中間狀態，即沒成功，也沒失敗。於是，server端如果 在一定時間內沒有收到的TCP會重發SYN-ACK。在Linux下，默認重試次數爲5次，重試的間隔時間從1s開始每次都翻售，5次的重試時間間隔爲 1s, 2s, 4s, 8s, 16s，總共31s，第5次發出後還要等32s都知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP纔會把斷開這個連接。
• 關於SYN Flood攻擊。一些惡意的人就爲此製造了SYN Flood攻擊——給服務器發了一個SYN後，就下線了，於是服務器需要默認等63s纔會斷開連接，這樣，攻擊者就可以把服務器的syn連接的隊列耗盡，讓正常的連接請求不能處理。於是，Linux下給了一個叫tcp_syncookies的 參數來應對這個事——當SYN隊列滿了後，TCP會通過源地址端口、目標地址端口和時間戳打造出一個特別的Sequence Number發回去（又叫cookie），如果是攻擊者則不會有響應，如果是正常連接，則會把這個 SYN Cookie發回來，然後服務端可以通過cookie建連接（即使你不在SYN隊列中）。請注意，請先千萬別用tcp_syncookies來處理正常的大負載的連接的情況。 因爲，synccookies是妥協版的TCP協議，並不嚴謹。對於正常的請求，你應該調整三個TCP參數可供你選擇，第一個 是：tcp_synack_retries 可以用他來減少重試次數；第二個是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN連接數；第三個 是：tcp_abort_on_overflow 處理不過來乾脆就直接拒絕連接了。
• 關於ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然會出問題的——比如：如果連接建好後始終用1來做ISN，如果client發了30個segment過去，但是網絡斷了，於是 client重連，又用了1做ISN，但是之前連接的那些包到了，於是就被當成了新連接的包，此時，client的Sequence Number 可能是3，而Server端認爲client端的這個號是30了。全亂了。RFC793中 說，ISN會和一個假的時鐘綁在一起，這個時鐘會在每4微秒對ISN做加一操作，直到超過2^32，又從0開始。這樣，一個ISN的週期大約是4.55個 小時。因爲，我們假設我們的TCP Segment在網絡上的存活時間不會超過Maximum Segment Lifetime（縮寫爲MSL - Wikipedia語條），所以，只要MSL的值小於4.55小時，那麼，我們就不會重用到ISN。
• 關於 MSL 和 TIME_WAIT。通過上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎麼來的了。我們注意到，在TCP的狀態圖中，從TIME_WAIT狀態到CLOSED狀態，有一個超時設置，這個超時設置是 2*MSL（RFC793定 義了MSL爲2分鐘，Linux設置成了30s）爲什麼要這有TIME_WAIT？爲什麼不直接給轉成CLOSED狀態呢？主要有兩個原 因：1）TIME_WAIT確保有足夠的時間讓對端收到了ACK，如果被動關閉的那方沒有收到Ack，就會觸發被動端重發Fin，一來一去正好2個 MSL，2）有足夠的時間讓這個連接不會跟後面的連接混在一起（你要知道，有些自做主張的路由器會緩存IP數據包，如果連接被重用了，那麼這些延遲收到的 包就有可能會跟新連接混在一起）。你可以看看這篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》
• 關於TIME_WAIT數量太多。從上面的描述我們可以知道，TIME_WAIT是個很重要的狀態，但是如果在大併發的短鏈接下，TIME_WAIT 就會太多，這也會消耗很多系統資源。只要搜一下，你就會發現，十有八九的處理方式都是教你設置兩個參數，一個叫tcp_tw_reuse，另一個叫tcp_tw_recycle的參數，這兩個參數默認值都是被關閉的，後者recyle比前者resue更爲激進，resue要溫柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需設置tcp_timestamps=1，否則無效。這裏，你一定要注意，打開這兩個參數會有比較大的坑——可能會讓TCP連接出一些詭異的問題（因爲如上述一樣，如果不等待超時重用連接的話，新的連接可能會建不上。正如官方文檔上說的一樣“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。
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• 關於tcp_tw_reuse。官方文檔上說tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保證協議的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在兩邊都被打開（你可以讀一下tcp_twsk_unique的源碼 ）。我個人估計還是有一些場景會有問題。
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• 關於tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打開了話，會假設對端開啓了 tcp_timestamps，然後會去比較時間戳，如果時間戳變大了，就可以重用。但是，如果對端是一個NAT網絡的話（如：一個公司只用一個IP出公 網）或是對端的IP被另一臺重用了，這個事就複雜了。建鏈接的SYN可能就被直接丟掉了（你可能會看到connection time out的錯誤）（如果你想觀摩一下Linux的內核代碼，請參看源碼 tcp_timewait_state_process）。
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• 關於tcp_max_tw_buckets。這個是控制併發的TIME_WAIT的數量，默認值是 180000，如果超限，那麼，系統會把多的給destory掉，然後在日誌裏打一個警告（如：time wait bucket table overflow），官網文檔說這個參數是用來對抗DDoS攻擊的。也說的默認值180000並不小。這個還是需要根據實際情況考慮。
Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle來解決TIME_WAIT的問題是非常非常危險的，因爲這兩個參數違反了TCP協議（RFC 1122）
其實，TIME_WAIT表示的是你主動斷連接，所以，這就是所謂的“不作死不會死”。試想，如果讓對端斷連接，那麼這個破問題就是對方的了，呵呵。另外，如果你的服務器是於HTTP服務器，那麼設置一個HTTP的KeepAlive有多重要（瀏覽器會重用一個TCP連接來處理多個HTTP請求），然後讓客戶端去斷鏈接（你要小心，瀏覽器可能會非常貪婪，他們不到萬不得已不會主動斷連接）。
數據傳輸中的Sequence Number
下圖是我從Wireshark中截了個我在訪問coolshell.cn時的有數據傳輸的圖給你看一下，SeqNum是怎麼變的。（使用Wireshark菜單中的Statistics ->Flow Graph… ）
你可以看到，SeqNum的增加是和傳輸的字節數相關的。上圖中，三次握手後，來了兩個Len:1440的包，而第二個包的SeqNum就成了1441。然後第一個ACK回的是1441，表示第一個1440收到了。
注意：如果你用Wireshark抓包程序看3次握手，你會發現SeqNum總是爲0，不是這樣 的，Wireshark爲了顯示更友好，使用了Relative SeqNum——相對序號，你只要在右鍵菜單中的protocol preference 中取消掉就可以看到“Absolute SeqNum”了
TCP重傳機制
TCP要保證所有的數據包都可以到達，所以，必需要有重傳機制。
注意，接收端給發送端的Ack確認只會確認最後一個連續的包，比如，發送端發了1,2,3,4,5一共五份數據，接收端收到了1，2，於是回ack 3，然後收到了4（注意此時3沒收到），此時的TCP會怎麼辦？我們要知道，因爲正如前面所說的，SeqNum和Ack是以字節數爲單位，所以ack的時候，不能跳着確認，只能確認最大的連續收到的包，不然，發送端就以爲之前的都收到了。
超時重傳機制
一種是不回ack，死等3，當發送方發現收不到3的ack超時後，會重傳3。一旦接收方收到3後，會ack 回 4——意味着3和4都收到了。
但是，這種方式會有比較嚴重的問題，那就是因爲要死等3，所以會導致4和5即便已經收到了，而發送方也完全不知道發生了什麼事，因爲沒有收到Ack，所以，發送方可能會悲觀地認爲也丟了，所以有可能也會導致4和5的重傳。
對此有兩種選擇：
• 一種是僅重傳timeout的包。也就是第3份數據。
• 另一種是重傳timeout後所有的數據，也就是第3，4，5這三份數據。
這兩種方式有好也有不好。第一種會節省帶寬，但是慢，第二種會快一點，但是會浪費帶寬，也可能會有無用功。但總體來說都不好。因爲都在等timeout，timeout可能會很長（在下篇會說TCP是怎麼動態地計算出timeout的）
快速重傳機制
於是，TCP引入了一種叫Fast Retransmit 的算法，不以時間驅動，而以數據驅動重傳。也就是說，如果，包沒有連續到達，就ack最後那個可能被丟了的包，如果發送方連續收到3次相同的ack，就重傳。Fast Retransmit的好處是不用等timeout了再重傳。
比如：如果發送方發出了1，2，3，4，5份數據，第一份先到送了，於是就ack回2，結果2因爲某些原因沒收到，3到達了，於是還是ack回2， 後面的4和5都到了，但是還是ack回2，因爲2還是沒有收到，於是發送端收到了三個ack=2的確認，知道了2還沒有到，於是就馬上重轉2。然後，接收 端收到了2，此時因爲3，4，5都收到了，於是ack回6。示意圖如下：
Fast Retransmit只解決了一個問題，就是timeout的問題，它依然面臨一個艱難的選擇，就是重轉之前的一個還是重裝所有的問題。 對於上面的示例來說，是重傳#2呢還是重傳#2，#3，#4，#5呢？因爲發送端並不清楚這連續的3個ack(2)是誰傳回來的？也許發送端發了20份數 據，是#6，#10，#20傳來的呢。這樣，發送端很有可能要重傳從2到20的這堆數據（這就是某些TCP的實際的實現）。可見，這是一把雙刃劍。
SACK 方法
另外一種更好的方式叫：Selective Acknowledgment (SACK)（參看RFC 2018），這種方式需要在TCP頭裏加一個SACK的東西，ACK還是Fast Retransmit的ACK，SACK則是彙報收到的數據碎版。參看下圖：
這樣，在發送端就可以根據回傳的SACK來知道哪些數據到了，哪些沒有到。於是就優化了Fast Retransmit的算法。當然，這個協議需要兩邊都支持。在 Linux下，可以通過tcp_sack參數打開這個功能（Linux 2.4後默認打開）。
這裏還需要注意一個問題——接收方Reneging，所謂Reneging的意思就是接收方有權把已經報給發送端SACK裏的數據給丟了。這樣幹是不被鼓勵的，因爲這個事會把問題複雜化了，但是，接收方這麼做可能會有些極端情況，比如要把內存給別的更重要的東西。所以，發送方也不能完全依賴SACK，還是要依賴ACK，並維護Time-Out，如果後續的ACK沒有增長，那麼還是要把SACK的東西重傳，另外，接收端這邊永遠不能把SACK的包標記爲Ack。
注意：SACK會消費發送方的資源，試想，如果一個攻擊者給數據發送方發一堆SACK的選項，這會導致發送方開始要重傳甚至遍歷已經發出的數據，這會消耗很多發送端的資源。詳細的東西請參看《TCP SACK的性能權衡》
Duplicate SACK – 重複收到數據的問題
Duplicate SACK又稱D-SACK，其主要使用了SACK來告訴發送方有哪些數據被重複接收了。RFC-2833 裏有詳細描述和示例。下面舉幾個例子（來源於RFC-2833）
D-SACK使用了SACK的第一個段來做標誌，
• 如果SACK的第一個段的範圍被ACK所覆蓋，那麼就是D-SACK
• 如果SACK的第一個段的範圍被SACK的第二個段覆蓋，那麼就是D-SACK
示例一：ACK丟包
下面的示例中，丟了兩個ACK，所以，發送端重傳了第一個數據包（3000-3499），於是接收端發現重複收到，於是回了一個 SACK=3000-3500，因爲ACK都到了4000意味着收到了4000之前的所有數據，所以這個SACK就是D-SACK——旨在告訴發送端我收 到了重複的數據，而且我們的發送端還知道，數據包沒有丟，丟的是ACK包。
| 1 | Transmitted Received ACK Sent |
| 2 | Segment Segment (Including SACK Blocks) |
| 3 | |
| 4 | 3000-3499 3000-3499 3500(ACK dropped) |
| 5 | 3500-3999 3500-3999 4000(ACK dropped) |
| 6 | 3000-3499 3000-3499 4000,SACK=3000-3500 |
| 7 |
示例二，網絡延誤
下面的示例中，網絡包（1000-1499）被網絡給延誤了，導致發送方沒有收到ACK，而後面到達的三個包觸發了“Fast Retransmit算法”，所以重傳，但重傳時，被延誤的包又到了，所以，回了一個SACK=1000-1500，因爲ACK已到了3000，所以，這 個SACK是D-SACK——標識收到了重複的包。
這個案例下，發送端知道之前因爲“Fast Retransmit算法”觸發的重傳不是因爲發出去的包丟了，也不是因爲迴應的ACK包丟了，而是因爲網絡延時了。
| 1 | Transmitted Received ACK Sent |
| 2 | Segment Segment (Including SACK Blocks) |
| 3 | |
| 4 | 500-999 500-999 1000 |
| 5 | 1000-1499 (delayed) |
| 6 | 1500-1999 1500-1999 1000,SACK=1500-2000 |
| 7 | 2000-2499 2000-2499 1000,SACK=1500-2500 |
| 8 | 2500-2999 2500-2999 1000,SACK=1500-3000 |
| 9 | 1000-1499 1000-1499 3000 |
| 10 | 1000-1499 3000,SACK=1000-1500 |
可見，引入了D-SACK，有這麼幾個好處：
1）可以讓發送方知道，是發出去的包丟了，還是回來的ACK包丟了。
2）是不是自己的timeout太小了，導致重傳。
3）網絡上出現了先發的包後到的情況（又稱reordering）
4）網絡上是不是把我的數據包給複製了。
知道這些東西可以很好得幫助TCP瞭解網絡情況，從而可以更好的做網絡上的流控。
Linux下的tcp_dsack參數用於開啓這個功能（Linux 2.4後默認打開）
好了，上篇就到這裏結束了。
這篇文章是下篇，所以如果你對TCP不熟悉的話，還請你先看看上篇《TCP的那些事兒（上）》 上篇中，我們介紹了TCP的協議頭、狀態機、數據重傳中的東西。但是TCP要解決一個很大的事，那就是要在一個網絡根據不同的情況來動態調整自己的發包的 速度，小則讓自己的連接更穩定，大則讓整個網絡更穩定。在你閱讀下篇之前，你需要做好準備，本篇文章有好些算法和策略，可能會引發你的各種思考，讓你的大 腦分配很多內存和計算資源，所以，不適合在廁所中閱讀。
TCP的RTT算法
從前面的TCP重傳機制我們知道Timeout的設置對於重傳非常重要。
• 設長了，重發就慢，丟了老半天才重發，沒有效率，性能差；
• 設短了，會導致可能並沒有丟就重發。於是重發的就快，會增加網絡擁塞，導致更多的超時，更多的超時導致更多的重發。
而且，這個超時時間在不同的網絡的情況下，根本沒有辦法設置一個死的值。只能動態地設置。 爲了動態地設置，TCP引入了RTT——Round Trip Time，也就是一個數據包從發出去到回來的時間。這樣發送端就大約知道需要多少的時間，從而可以方便地設置Timeout—— RTO（Retransmission TimeOut），以讓我們的重傳機制更高效。 聽起來似乎很簡單，好像就是在發送端發包時記下t0，然後接收端再把這個ack回來時再記一個t1，於是RTT = t1 – t0。沒那麼簡單，這只是一個採樣，不能代表普遍情況。
經典算法
RFC793 中定義的經典算法是這樣的：
1）首先，先採樣RTT，記下最近好幾次的RTT值。
2）然後做平滑計算SRTT（ Smoothed RTT）。公式爲：（其中的 α 取值在0.8 到 0.9之間，這個算法英文叫Exponential weighted moving average，中文叫：加權移動平均）
SRTT = ( α * SRTT ) + ((1- α) * RTT)
3）開始計算RTO。公式如下：
RTO = min [ UBOUND, max [ LBOUND, (β * SRTT) ] ]
其中：
• UBOUND是最大的timeout時間，上限值
• LBOUND是最小的timeout時間，下限值
• β 值一般在1.3到2.0之間。
Karn / Partridge 算法
但是上面的這個算法在重傳的時候會出有一個終極問題——你是用第一次發數據的時間和ack回來的時間做RTT樣本值，還是用重傳的時間和ACK回來的時間做RTT樣本值？
這個問題無論你選那頭都是按下葫蘆起了瓢。 如下圖所示：
• 情況（a）是ack沒回來，所以重傳。如果你計算第一次發送和ACK的時間，那麼，明顯算大了。
• 情況（b）是ack回來慢了，但是導致了重傳，但剛重傳不一會兒，之前ACK就回來了。如果你是算重傳的時間和ACK回來的時間的差，就會算短了。
在這裏插入圖片描述
所以1987年的時候，搞了一個叫Karn / Partridge Algorithm，這個算法的最大特點是——忽略重傳，不把重傳的RTT做採樣（你看，你不需要去解決不存在的問題）。
但是，這樣一來，又會引發一個大BUG——如果在某一時間，網絡閃動，突然變慢了，產生了比較大的延時，這個延時導致要重轉所有的包（因爲之前的RTO很小），於是，因爲重轉的不算，所以，RTO就不會被更新，這是一個災難。 於是Karn算法用了一個取巧的方式——只要一發生重傳，就對現有的RTO值翻倍（這就是所謂的 Exponential backoff），很明顯，這種死規矩對於一個需要估計比較準確的RTT也不靠譜。
Jacobson / Karels 算法
前面兩種算法用的都是“加權移動平均”，這種方法最大的毛病就是如果RTT有一個大的波動的話，很難被發現，因爲被平滑掉了。所以，1988年，又有人推出來了一個新的算法，這個算法叫Jacobson / Karels Algorithm（參看RFC6289）。這個算法引入了最新的RTT的採樣和平滑過的SRTT的差距做因子來計算。 公式如下：（其中的DevRTT是Deviation RTT的意思）
SRTT = SRTT + α (RTT – SRTT) —— 計算平滑RTT
DevRTT = (1-β)DevRTT + β(|RTT-SRTT|) ——計算平滑RTT和真實的差距（加權移動平均）
RTO= µ * SRTT + ∂ *DevRTT —— 神一樣的公式
（其中：在Linux下，α = 0.125，β = 0.25， μ = 1，∂ = 4 ——這就是算法中的“調得一手好參數”，nobody knows why, it just works…） 最後的這個算法在被用在今天的TCP協議中（Linux的源代碼在：tcp_rtt_estimator）。
TCP滑動窗口
需要說明一下，如果你不瞭解TCP的滑動窗口這個事，你等於不瞭解TCP協議。我們都知道，TCP必需要解決的可靠傳輸以及包亂序（reordering）的問題，所以，TCP必需要知道網絡實際的數據處理帶寬或是數據處理速度，這樣纔不會引起網絡擁塞，導致丟包。
所以，TCP引入了一些技術和設計來做網絡流控，Sliding Window是其中一個技術。 前面我們說過，TCP頭裏有一個字段叫Window，又叫Advertised-Window，這個字段是接收端告訴發送端自己還有多少緩衝區可以接收數據。於是發送端就可以根據這個接收端的處理能力來發送數據，而不會導致接收端處理不過來。 爲了說明滑動窗口，我們需要先看一下TCP緩衝區的一些數據結構：
上圖中，我們可以看到：
• 接收端LastByteRead指向了TCP緩衝區中讀到的位置，NextByteExpected指向的地方是收到的連續包的最後一個位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最後一個位置，我們可以看到中間有些數據還沒有到達，所以有數據空白區。
• 發送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack過的位置（表示成功發送確認），LastByteSent表示發出去了，但還沒有收到成功確認的Ack，LastByteWritten指向的是上層應用正在寫的地方。
於是：
• 接收端在給發送端回ACK中會彙報自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;
• 而發送方會根據這個窗口來控制發送數據的大小，以保證接收方可以處理。
下面我們來看一下發送方的滑動窗口示意圖：
（圖片來源）
上圖中分成了四個部分，分別是：（其中那個黑模型就是滑動窗口）
• #1已收到ack確認的數據。
• #2發還沒收到ack的。
• #3在窗口中還沒有發出的（接收方還有空間）。
• #4窗口以外的數據（接收方沒空間）
下面是個滑動後的示意圖（收到36的ack，併發出了46-51的字節）：
下面我們來看一個接受端控制發送端的圖示：
（圖片來源）
Zero Window
上圖，我們可以看到一個處理緩慢的Server（接收端）是怎麼把Client（發送端）的TCP Sliding Window給降成0的。此時，你一定會問，如果Window變成0了，TCP會怎麼樣？是不是發送端就不發數據了？是的，發送端就不發數據了，你可以想 像成“Window Closed”，那你一定還會問，如果發送端不發數據了，接收方一會兒Window size 可用了，怎麼通知發送端呢？
解決這個問題，TCP使用了Zero Window Probe技術，縮寫爲ZWP，也就是說，發送端在窗口變成0後，會發ZWP的包給接收方，讓接收方來ack他的Window尺寸，一般這個值會設置成3 次，第次大約30-60秒（不同的實現可能會不一樣）。如果3次過後還是0的話，有的TCP實現就會發RST把鏈接斷了。
注意：只要有等待的地方都可能出現DDoS攻擊，Zero Window也不例外，一些攻擊者會在和HTTP建好鏈發完GET請求後，就把Window設置爲0，然後服務端就只能等待進行ZWP，於是攻擊者會併發 大量的這樣的請求，把服務器端的資源耗盡。（關於這方面的攻擊，大家可以移步看一下Wikipedia的SockStress詞條）
另外，Wireshark中，你可以使用tcp.analysis.zero_window來過濾包，然後使用右鍵菜單裏的follow TCP stream，你可以看到ZeroWindowProbe及ZeroWindowProbeAck的包。
Silly Window Syndrome
Silly Window Syndrome翻譯成中文就是“糊塗窗口綜合症”。正如你上面看到的一樣，如果我們的接收方太忙了，來不及取走Receive Windows裏的數據，那麼，就會導致發送方越來越小。到最後，如果接收方騰出幾個字節並告訴發送方現在有幾個字節的window，而我們的發送方會義 無反顧地發送這幾個字節。
要知道，我們的TCP+IP頭有40個字節，爲了幾個字節，要達上這麼大的開銷，這太不經濟了。
另外，你需要知道網絡上有個MTU，對於以太網來說，MTU是1500字節，除去TCP+IP頭的40個字節，真正的數據傳輸可以有1460，這就是所謂的MSS（Max Segment Size）注意，TCP的RFC定義這個MSS的默認值是536，這是因爲 RFC 791裏說了任何一個IP設備都得最少接收576尺寸的大小（實際上來說576是撥號的網絡的MTU，而576減去IP頭的20個字節就是536）。
如果你的網絡包可以塞滿MTU，那麼你可以用滿整個帶寬，如果不能，那麼你就會浪費帶寬。（大於MTU的包有兩種結局，一種是直接被丟了，另一種是會被重新分塊打包發送） 你可以想像成一個MTU就相當於一個飛機的最多可以裝的人，如果這飛機裏滿載的話，帶寬最高，如果一個飛機只運一個人的話，無疑成本增加了，也而相當二。
所以，Silly Windows Syndrome這個現像就像是你本來可以坐200人的飛機裏只做了一兩個人。 要解決這個問題也不難，就是避免對小的window size做出響應，直到有足夠大的window size再響應，這個思路可以同時實現在sender和receiver兩端。
• 如果這個問題是由Receiver端引起的，那麼就會使用 David D Clark’s 方案。在receiver端，如果收到的數據導致window size小於某個值，可以直接ack(0)回sender，這樣就把window給關閉了，也阻止了sender再發數據過來，等到receiver端處 理了一些數據後windows size 大於等於了MSS，或者，receiver buffer有一半爲空，就可以把window打開讓send 發送數據過來。
• 如果這個問題是由Sender端引起的，那麼就會使用著名的 Nagle’s algorithm。這個算法的思路也是延時處理，他有兩個主要的條件（更多的條件可以看一下tcp_nagle_check函數）：1）要等到 Window Size>=MSS 或是 Data Size >=MSS，2）等待時間或是超時200ms，這兩個條件有一個滿足，他纔會發數據，否則就是在攢數據。
另外，Nagle算法默認是打開的，所以，對於一些需要小包場景的程序——比如像telnet或ssh這樣的交互性比較強的程序，你需要關閉這個算法。你可以在Socket設置TCP_NODELAY選項來關閉這個算法（關閉Nagle算法沒有全局參數，需要根據每個應用自己的特點來關閉）
1 setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char )&value,sizeof(int));
另外，網上有些文章說TCP_CORK的socket option是也關閉Nagle算法，這個還不夠準確。TCP_CORK是禁止小包發送，而Nagle算法沒有禁止小包發送，只是禁止了大量的小包發送。最好不要兩個選項都設置。 老實說，我覺得Nagle算法其實只加了個延時，沒有別的什麼，我覺得最好還是把他關閉，然後由自己的應用層來控制數據，我個覺得不應該什麼事都去依賴內核算法。
TCP的擁塞處理 - Congestion Handling
上面我們知道了，TCP通過Sliding Window來做流控（Flow Control），但是TCP覺得這還不夠，因爲Sliding Window需要依賴於連接的發送端和接收端，其並不知道網絡中間發生了什麼。TCP的設計者覺得，一個偉大而牛逼的協議僅僅做到流控並不夠，因爲流控只 是網絡模型4層以上的事，TCP的還應該更聰明地知道整個網絡上的事。
具體一點，我們知道TCP通過一個timer採樣了RTT並計算RTO，但是，如果網絡上的延時突然增加，那麼，TCP對這個事做 出的應對只有重傳數據，但是，重傳會導致網絡的負擔更重，於是會導致更大的延遲以及更多的丟包，於是，這個情況就會進入惡性循環被不斷地放大。試想一下， 如果一個網絡內有成千上萬的TCP連接都這麼行事，那麼馬上就會形成“網絡風暴”，TCP這個協議就會拖垮整個網絡。這是一個災難。
所以，TCP不能忽略網絡上發生的事情，而無腦地一個勁地重發數據，對網絡造成更大的傷害。對此TCP的設計理念是：TCP不是一個自私的協議，當擁塞發生的時候，要做自我犧牲。就像交通阻塞一樣，每個車都應該把路讓出來，而不要再去搶路了。
關於擁塞控制的論文請參看《Congestion Avoidance and Control》(PDF)
擁塞控制主要是四個算法：1）慢啓動，2）擁塞避免，3）擁塞發生，4）快速恢復。這四個算法不是一天都搞出來的，這個四算法的發展經歷了很多時間，到今天都還在優化中。 備註:
• 1988年，TCP-Tahoe 提出了1）慢啓動，2）擁塞避免，3）擁塞發生時的快速重傳
• 1990年，TCP Reno 在Tahoe的基礎上增加了4）快速恢復
慢熱啓動算法 – Slow Start
首先，我們來看一下TCP的慢熱啓動。慢啓動的意思是，剛剛加入網絡的連接，一點一點地提速，不要一上來就像那些特權車一樣霸道地把路佔滿。新同學上高速還是要慢一點，不要把已經在高速上的秩序給搞亂了。
慢啓動的算法如下(cwnd全稱Congestion Window)：
1）連接建好的開始先初始化cwnd = 1，表明可以傳一個MSS大小的數據。
2）每當收到一個ACK，cwnd++; 呈線性上升
3）每當過了一個RTT，cwnd = cwnd2; 呈指數讓升
4）還有一個ssthresh（slow start threshold），是一個上限，當cwnd >= ssthresh時，就會進入“擁塞避免算法”（後面會說這個算法）
所以，我們可以看到，如果網速很快的話，ACK也會返回得快，RTT也會短，那麼，這個慢啓動就一點也不慢。下圖說明了這個過程。
這裏，我需要提一下的是一篇Google的論文《An Argument for Increasing TCP’s Initial Congestion Window》Linux 3.0後採用了這篇論文的建議——把cwnd 初始化成了 10個MSS。 而Linux 3.0以前，比如2.6，Linux採用了RFC3390，cwnd是跟MSS的值來變的，如果MSS< 1095，則cwnd = 4；如果MSS>2190，則cwnd=2；其它情況下，則是3。
擁塞避免算法 - Congestion Avoidance
前面說過，還有一個ssthresh（slow start threshold），是一個上限，當cwnd >= ssthresh時，就會進入“擁塞避免算法”。一般來說ssthresh的值是65535，單位是字節，當cwnd達到這個值時後，算法如下：
1）收到一個ACK時，cwnd = cwnd + 1/cwnd
2）當每過一個RTT時，cwnd = cwnd + 1
這樣就可以避免增長過快導致網絡擁塞，慢慢的增加調整到網絡的最佳值。很明顯，是一個線性上升的算法。
擁塞狀態時的算法
前面我們說過，當丟包的時候，會有兩種情況：
1）等到RTO超時，重傳數據包。TCP認爲這種情況太糟糕，反應也很強烈。
• sshthresh = cwnd /2
• cwnd 重置爲 1
• 進入慢啓動過程
2）Fast Retransmit算法，也就是在收到3個duplicate ACK時就開啓重傳，而不用等到RTO超時。
• TCP Tahoe的實現和RTO超時一樣。
• TCP Reno的實現是：
• cwnd = cwnd /2
• sshthresh = cwnd
• 進入快速恢復算法——Fast Recovery
上面我們可以看到RTO超時後，sshthresh會變成cwnd的一半，這意味着，如果cwnd<=sshthresh時出現的丟包，那麼 TCP的sshthresh就會減了一半，然後等cwnd又很快地以指數級增漲爬到這個地方時，就會成慢慢的線性增漲。我們可以看到，TCP是怎麼通過這 種強烈地震盪快速而小心得找到網站流量的平衡點的。
快速恢復算法 – Fast Recovery
TCP Reno
這個算法定義在RFC5681。快速重傳和快速恢復算法一般同時使用。快速恢復算法是認爲，你還有3個Duplicated Acks說明網絡也不那麼糟糕，所以沒有必要像RTO超時那麼強烈。 注意，正如前面所說，進入Fast Recovery之前，cwnd 和 sshthresh已被更新：
• cwnd = cwnd /2
• sshthresh = cwnd
然後，真正的Fast Recovery算法如下：
• cwnd = sshthresh + 3 * MSS （3的意思是確認有3個數據包被收到了）
• 重傳Duplicated ACKs指定的數據包
• 如果再收到 duplicated Acks，那麼cwnd = cwnd +1
• 如果收到了新的Ack，那麼，cwnd = sshthresh ，然後就進入了擁塞避免的算法了。
如果你仔細思考一下上面的這個算法，你就會知道，上面這個算法也有問題，那就是——它依賴於3個重複的Acks。 注意，3個重複的Acks並不代表只丟了一個數據包，很有可能是丟了好多包。但這個算法只會重傳一個，而剩下的那些包只能等到RTO超時，於是，進入了惡 夢模式——超時一個窗口就減半一下，多個超時會超成TCP的傳輸速度呈級數下降，而且也不會觸發Fast Recovery算法了。
通常來說，正如我們前面所說的，SACK或D-SACK的方法可以讓Fast Recovery或Sender在做決定時更聰明一些，但是並不是所有的TCP的實現都支持SACK（SACK需要兩端都支持），所以，需要一個沒有 SACK的解決方案。而通過SACK進行擁塞控制的算法是FACK（後面會講）
TCP New Reno
於是，1995年，TCP New Reno（參見 RFC 6582 ）算法提出來，主要就是在沒有SACK的支持下改進Fast Recovery算法的——
• 當sender這邊收到了3個Duplicated Acks，進入Fast Retransimit模式，開發重傳重複Acks指示的那個包。如果只有這一個包丟了，那麼，重傳這個包後回來的Ack會把整個已經被sender傳輸 出去的數據ack回來。如果沒有的話，說明有多個包丟了。我們叫這個ACK爲Partial ACK。
• 一旦Sender這邊發現了Partial ACK出現，那麼，sender就可以推理出來有多個包被丟了，於是乎繼續重傳sliding window裏未被ack的第一個包。直到再也收不到了Partial Ack，才真正結束Fast Recovery這個過程
我們可以看到，這個“Fast Recovery的變更”是一個非常激進的玩法，他同時延長了Fast Retransmit和Fast Recovery的過程。
算法示意圖
下面我們來看一個簡單的圖示以同時看一下上面的各種算法的樣子：
FACK算法
FACK全稱Forward Acknowledgment 算法，論文地址在這裏（PDF）Forward Acknowledgement: Refining TCP Congestion Control 這 個算法是其於SACK的，前面我們說過SACK是使用了TCP擴展字段Ack了有哪些數據收到，哪些數據沒有收到，他比Fast Retransmit的3 個duplicated acks好處在於，前者只知道有包丟了，不知道是一個還是多個，而SACK可以準確的知道有哪些包丟了。 所以，SACK可以讓發送端這邊在重傳過程中，把那些丟掉的包重傳，而不是一個一個的傳，但這樣的一來，如果重傳的包數據比較多的話，又會導致本來就很忙 的網絡就更忙了。所以，FACK用來做重傳過程中的擁塞流控。
• 這個算法會把SACK中最大的Sequence Number 保存在snd.fack這個變量中，snd.fack的更新由ack帶秋，如果網絡一切安好則和snd.una一樣（snd.una就是還沒有收到ack的地方，也就是前面sliding window裏的category #2的第一個地方）
• 然後定義一個awnd = snd.nxt – snd.fack（snd.nxt指向發送端sliding window中正在要被髮送的地方——前面sliding windows圖示的category#3第一個位置），這樣awnd的意思就是在網絡上的數據。（所謂awnd意爲：actual quantity of data outstanding in the network）
• 如果需要重傳數據，那麼，awnd = snd.nxt – snd.fack + retran_data，也就是說，awnd是傳出去的數據 + 重傳的數據。
• 然後觸發Fast Recovery 的條件是： ( ( snd.fack – snd.una ) > (3*MSS) ) || (dupacks == 3) ) 。這樣一來，就不需要等到3個duplicated acks才重傳，而是隻要sack中的最大的一個數據和ack的數據比較長了（3個MSS），那就觸發重傳。在整個重傳過程中cwnd不變。直到當第一次 丟包的snd.nxt<=snd.una（也就是重傳的數據都被確認了），然後進來擁塞避免機制——cwnd線性上漲。
我們可以看到如果沒有FACK在，那麼在丟包比較多的情況下，原來保守的算法會低估了需要使用的window的大小，而需要幾個RTT的時間纔會完 成恢復，而FACK會比較激進地來幹這事。 但是，FACK如果在一個網絡包會被 reordering的網絡裏會有很大的問題。
其它擁塞控制算法簡介
TCP Vegas 擁塞控制算法
這個算法1994年被提出，它主要對TCP Reno 做了些修改。這個算法通過對RTT的非常重的監控來計算一個基準RTT。然後通過這個基準RTT來估計當前的網絡實際帶寬，如果實際帶寬比我們的期望的帶 寬要小或是要多的活，那麼就開始線性地減少或增加cwnd的大小。如果這個計算出來的RTT大於了Timeout後，那麼，不等ack超時就直接重傳。 （Vegas 的核心思想是用RTT的值來影響擁塞窗口，而不是通過丟包） 這個算法的論文是《TCP Vegas: End to End Congestion Avoidance on a Global Internet》這篇論文給了Vegas和 New Reno的對比：
關於這個算法實現，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_vegas.h， /net/ipv4/tcp_vegas.c
HSTCP(High Speed TCP) 算法
這個算法來自RFC 3649（Wikipedia詞條）。其對最基礎的算法進行了更改，他使得Congestion Window漲得快，減得慢。其中：
• 擁塞避免時的窗口增長方式： cwnd = cwnd + α(cwnd) / cwnd
• 丟包後窗口下降方式：cwnd = (1- β(cwnd))*cwnd
注：α(cwnd)和β(cwnd)都是函數，如果你要讓他們和標準的TCP一樣，那麼讓α(cwnd)=1，β(cwnd)=0.5就可以了。 對於α(cwnd)和β(cwnd)的值是個動態的變換的東西。 關於這個算法的實現，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_highspeed.c
TCP BIC 算法
2004年，產內出BIC算法。現在你還可以查得到相關的新聞《Google：美科學家研發BIC-TCP協議 速度是DSL六千倍》 BIC全稱Binary Increase Congestion control， 在Linux 2.6.8中是默認擁塞控制算法。BIC的發明者發這麼多的擁塞控制算法都在努力找一個合適的cwnd – Congestion Window，而且BIC-TCP的提出者們看穿了事情的本質，其實這就是一個搜索的過程，所以BIC這個算法主要用的是Binary Search——二分查找來幹這個事。 關於這個算法實現，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_bic.c
TCP WestWood算法
westwood採用和Reno相同的慢啓動算法、擁塞避免算法。westwood的主要改進方面：在發送端做帶寬估計，當探測到丟包時，根據帶寬 值來設置擁塞窗口、慢啓動閾值。 那麼，這個算法是怎麼測量帶寬的？每個RTT時間，會測量一次帶寬，測量帶寬的公式很簡單，就是這段RTT內成功被 ack了多少字節。因爲，這個帶寬和用RTT計算RTO一樣，也是需要從每個樣本來平滑到一個值的——也是用一個加權移平均的公式。 另外，我們知道，如果一個網絡的帶寬是每秒可以發送X個字節，而RTT是一個數據發出去後確認需要的時候，所以，X * RTT應該是我們緩衝區大小。所以，在這個算法中，ssthresh的值就是est_BD * min-RTT(最小的RTT值)，如果丟包是Duplicated ACKs引起的，那麼如果cwnd > ssthresh，則 cwin = ssthresh。如果是RTO引起的，cwnd = 1，進入慢啓動。 關於這個算法實現，你可以參看Linux源碼： /net/ipv4/tcp_westwood.c
其它
更多的算法，你可以從Wikipedia的 TCP Congestion Avoidance Algorithm 詞條中找到相關的線索
後記