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。
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 = cwnd*2; 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
- TCP Reno的實現是：
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
好了，到這裏我想可以結束了，TCP發展到今天，裏面的東西可以寫上好幾本書。本文主要目的，還是把你帶入這些古典的基礎技術和知識中，希望本文能讓你瞭解TCP，更希望本文能讓你開始有學習這些基礎或底層知識的興趣和信心。
當然，TCP東西太多了，不同的人可能有不同的理解，而且本文可能也會有一些荒謬之言甚至錯誤，還希望得到您的反饋和批評。
（全文完）
轉自：http://coolshell.cn/articles/11564.html