001. 能不能說一說 TCP 和 UDP 的區別？

首先概括一下基本的區別:

TCP是一個面向連接的、可靠的、基於字節流的傳輸層協議。

而UDP是一個面向無連接的傳輸層協議。(就這麼簡單，其它TCP的特性也就沒有了)。

具體來分析，和 UDP 相比，TCP 有三大核心特性:

面向連接。所謂的連接，指的是客戶端和服務器的連接，在雙方互相通信之前，TCP 需要三次握手建立連接，而 UDP 沒有相應建立連接的過程。
可靠性。TCP 花了非常多的功夫保證連接的可靠，這個可靠性體現在哪些方面呢？一個是有狀態，另一個是可控制。

TCP 會精準記錄哪些數據發送了，哪些數據被對方接收了，哪些沒有被接收到，而且保證數據包按序到達，不允許半點差錯。這是有狀態。

當意識到丟包了或者網絡環境不佳，TCP 會根據具體情況調整自己的行爲，控制自己的發送速度或者重發。這是可控制。

相應的，UDP 就是無狀態, 不可控的。

面向字節流。UDP 的數據傳輸是基於數據報的，這是因爲僅僅只是繼承了 IP 層的特性，而 TCP 爲了維護狀態，將一個個 IP 包變成了字節流。

002: 說說 TCP 三次握手的過程？爲什麼是三次而不是兩次、四次？

戀愛模擬

以談戀愛爲例，兩個人能夠在一起最重要的事情是首先確認各自愛和被愛的能力。接下來我們以此來模擬三次握手的過程。

第一次:

男: 我愛你。

女方收到。

由此證明男方擁有愛的能力。

第二次:

女: 我收到了你的愛，我也愛你。

男方收到。

OK，現在的情況說明，女方擁有愛和被愛的能力。

第三次:

男: 我收到了你的愛。

女方收到。

現在能夠保證男方具備被愛的能力。

由此完整地確認了雙方愛和被愛的能力，兩人開始一段甜蜜的愛情。

真實握手

當然剛剛那段屬於扯淡，不代表本人價值觀，目的是讓大家理解整個握手過程的意義，因爲兩個過程非常相似。對應到 TCP 的三次握手，也是需要確認雙方的兩樣能力: 發送的能力和接收的能力。於是便會有下面的三次握手的過程:

從最開始雙方都處於CLOSED狀態。然後服務端開始監聽某個端口，進入了LISTEN狀態。

然後客戶端主動發起連接，發送 SYN , 自己變成了SYN-SENT狀態。

服務端接收到，返回SYN和ACK(對應客戶端發來的SYN)，自己變成了SYN-REVD。

之後客戶端再發送ACK給服務端，自己變成了ESTABLISHED狀態；服務端收到ACK之後，也變成了ESTABLISHED狀態。

另外需要提醒你注意的是，從圖中可以看出，SYN 是需要消耗一個序列號的，下次發送對應的 ACK 序列號要加1，爲什麼呢？只需要記住一個規則:

凡是需要對端確認的，一定消耗TCP報文的序列號。

SYN 需要對端的確認，而 ACK 並不需要，因此 SYN 消耗一個序列號而 ACK 不需要。

爲什麼不是兩次？

根本原因: 無法確認客戶端的接收能力。

分析如下:

如果是兩次，你現在發了 SYN 報文想握手，但是這個包滯留在了當前的網絡中遲遲沒有到達，TCP 以爲這是丟了包，於是重傳，兩次握手建立好了連接。

看似沒有問題，但是連接關閉後，如果這個滯留在網路中的包到達了服務端呢？這時候由於是兩次握手，服務端只要接收到然後發送相應的數據包，就默認建立連接，但是現在客戶端已經斷開了。

看到問題的吧，這就帶來了連接資源的浪費。

爲什麼不是四次？

三次握手的目的是確認雙方發送和接收的能力，那四次握手可以嘛？

當然可以，100 次都可以。但爲了解決問題，三次就足夠了，再多用處就不大了。

三次握手過程中可以攜帶數據麼？

第三次握手的時候，可以攜帶。前兩次握手不能攜帶數據。

如果前兩次握手能夠攜帶數據，那麼一旦有人想攻擊服務器，那麼他只需要在第一次握手中的 SYN 報文中放大量數據，那麼服務器勢必會消耗更多的時間和內存空間去處理這些數據，增大了服務器被攻擊的風險。

第三次握手的時候，客戶端已經處於ESTABLISHED狀態，並且已經能夠確認服務器的接收、發送能力正常，這個時候相對安全了，可以攜帶數據。

同時打開會怎樣？

如果雙方同時發 SYN報文，狀態變化會是怎樣的呢？

這是一個可能會發生的情況。

狀態變遷如下:

在發送方給接收方發SYN報文的同時，接收方也給發送方發SYN報文，兩個人剛上了!

發完SYN，兩者的狀態都變爲SYN-SENT。

在各自收到對方的SYN後，兩者狀態都變爲SYN-REVD。

接着會回覆對應的ACK + SYN，這個報文在對方接收之後，兩者狀態一起變爲ESTABLISHED。

這就是同時打開情況下的狀態變遷。

003: 說說 TCP 四次揮手的過程

過程拆解

剛開始雙方處於ESTABLISHED狀態。

客戶端要斷開了，向服務器發送 FIN 報文，在 TCP 報文中的位置如下圖:

發送後客戶端變成了FIN-WAIT-1狀態。注意, 這時候客戶端同時也變成了half-close(半關閉)狀態，即無法向服務端發送報文，只能接收。

服務端接收後向客戶端確認，變成了CLOSED-WAIT狀態。

客戶端接收到了服務端的確認，變成了FIN-WAIT2狀態。

隨後，服務端向客戶端發送FIN，自己進入LAST-ACK狀態，

客戶端收到服務端發來的FIN後，自己變成了TIME-WAIT狀態，然後發送 ACK 給服務端。

注意了，這個時候，客戶端需要等待足夠長的時間，具體來說，是 2 個 MSL(Maximum Segment Lifetime，報文最大生存時間), 在這段時間內如果客戶端沒有收到服務端的重發請求，那麼表示 ACK 成功到達，揮手結束，否則客戶端重發 ACK。

等待2MSL的意義

如果不等待會怎樣？

如果不等待，客戶端直接跑路，當服務端還有很多數據包要給客戶端發，且還在路上的時候，若客戶端的端口此時剛好被新的應用佔用，那麼就接收到了無用數據包，造成數據包混亂。所以，最保險的做法是等服務器發來的數據包都死翹翹再啓動新的應用。

那，照這樣說一個 MSL 不就不夠了嗎，爲什麼要等待 2 MSL?

1 個 MSL 確保四次揮手中主動關閉方最後的 ACK 報文最終能達到對端
1 個 MSL 確保對端沒有收到 ACK 重傳的 FIN 報文可以到達

這就是等待 2MSL 的意義。

爲什麼是四次揮手而不是三次？

因爲服務端在接收到FIN, 往往不會立即返回FIN, 必須等到服務端所有的報文都發送完畢了，才能發FIN。因此先發一個ACK表示已經收到客戶端的FIN，延遲一段時間才發FIN。這就造成了四次揮手。

如果是三次揮手會有什麼問題？

等於說服務端將ACK和FIN的發送合併爲一次揮手，這個時候長時間的延遲可能會導致客戶端誤以爲FIN沒有到達客戶端，從而讓客戶端不斷的重發FIN。

同時關閉會怎樣？

如果客戶端和服務端同時發送 FIN ，狀態會如何變化？如圖所示:

004: 說說半連接隊列和 SYN Flood 攻擊的關係

三次握手前，服務端的狀態從CLOSED變爲LISTEN, 同時在內部創建了兩個隊列：半連接隊列和全連接隊列，即SYN隊列和ACCEPT隊列。

半連接隊列

當客戶端發送SYN到服務端，服務端收到以後回覆ACK和SYN，狀態由LISTEN變爲SYN_RCVD，此時這個連接就被推入了SYN隊列，也就是半連接隊列。

全連接隊列

當客戶端返回ACK, 服務端接收後，三次握手完成。這個時候連接等待被具體的應用取走，在被取走之前，它會被推入另外一個 TCP 維護的隊列，也就是全連接隊列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻擊原理

SYN Flood 屬於典型的 DoS/DDoS 攻擊。其攻擊的原理很簡單，就是用客戶端在短時間內僞造大量不存在的 IP 地址，並向服務端瘋狂發送SYN。對於服務端而言，會產生兩個危險的後果:

處理大量的SYN包並返回對應ACK, 勢必有大量連接處於SYN_RCVD狀態，從而佔滿整個半連接隊列，無法處理正常的請求。
由於是不存在的 IP，服務端長時間收不到客戶端的ACK，會導致服務端不斷重發數據，直到耗盡服務端的資源。

如何應對 SYN Flood 攻擊？

增加 SYN 連接，也就是增加半連接隊列的容量。
減少 SYN + ACK 重試次數，避免大量的超時重發。
利用 SYN Cookie 技術，在服務端接收到SYN後不立即分配連接資源，而是根據這個SYN計算出一個Cookie，連同第二次握手回覆給客戶端，在客戶端回覆ACK的時候帶上這個Cookie值，服務端驗證 Cookie 合法之後才分配連接資源。

005: 介紹一下 TCP 報文頭部的字段

報文頭部結構如下(單位爲字節):

請大家牢記這張圖！

源端口、目標端口

如何標識唯一標識一個連接？答案是 TCP 連接的四元組——源 IP、源端口、目標 IP 和目標端口。

那 TCP 報文怎麼沒有源 IP 和目標 IP 呢？這是因爲在 IP 層就已經處理了 IP 。TCP 只需要記錄兩者的端口即可。

序列號

即Sequence number, 指的是本報文段第一個字節的序列號。

從圖中可以看出，序列號是一個長爲 4 個字節，也就是 32 位的無符號整數，表示範圍爲 0 ~ 2^32 - 1。如果到達最大值了後就循環到0。

序列號在 TCP 通信的過程中有兩個作用:

在 SYN 報文中交換彼此的初始序列號。
保證數據包按正確的順序組裝。

ISN

即Initial Sequence Number（初始序列號）,在三次握手的過程當中，雙方會用過SYN報文來交換彼此的 ISN。

ISN 並不是一個固定的值，而是每 4 ms 加一，溢出則回到 0，這個算法使得猜測 ISN 變得很困難。那爲什麼要這麼做？

如果 ISN 被攻擊者預測到，要知道源 IP 和源端口號都是很容易僞造的，當攻擊者猜測 ISN 之後，直接僞造一個 RST 後，就可以強制連接關閉的，這是非常危險的。

而動態增長的 ISN 大大提高了猜測 ISN 的難度。

確認號

即ACK(Acknowledgment number)。用來告知對方下一個期望接收的序列號，小於ACK的所有字節已經全部收到。

標記位

常見的標記位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。

SYN 和 ACK 已經在上文說過，後三個解釋如下: FIN：即 Finish，表示發送方準備斷開連接。

RST：即 Reset，用來強制斷開連接。

PSH：即 Push, 告知對方這些數據包收到後應該馬上交給上層的應用，不能緩存。

窗口大小

佔用兩個字節，也就是 16 位，但實際上是不夠用的。因此 TCP 引入了窗口縮放的選項，作爲窗口縮放的比例因子，這個比例因子的範圍在 0 ~ 14，比例因子可以將窗口的值擴大爲原來的 2 ^ n 次方。

校驗和

佔用兩個字節，防止傳輸過程中數據包有損壞，如果遇到校驗和有差錯的報文，TCP 直接丟棄之，等待重傳。

可選項

可選項的格式如下:

常用的可選項有以下幾個:

TimeStamp: TCP 時間戳，後面詳細介紹。
MSS: 指的是 TCP 允許的從對方接收的最大報文段。
SACK: 選擇確認選項。
Window Scale：窗口縮放選項。

006: 說說 TCP 快速打開的原理(TFO)

第一節講了 TCP 三次握手，可能有人會說，每次都三次握手好麻煩呀！能不能優化一點？

可以啊。今天來說說這個優化後的 TCP 握手流程，也就是 TCP 快速打開(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。

優化的過程是這樣的，還記得我們說 SYN Flood 攻擊時提到的 SYN Cookie 嗎？這個 Cookie 可不是瀏覽器的Cookie, 用它同樣可以實現 TFO。

TFO 流程

首輪三次握手

首先客戶端發送SYN給服務端，服務端接收到。

注意哦！現在服務端不是立刻回覆 SYN + ACK，而是通過計算得到一個SYN Cookie, 將這個Cookie放到 TCP 報文的 Fast Open選項中，然後纔給客戶端返回。

客戶端拿到這個 Cookie 的值緩存下來。後面正常完成三次握手。

首輪三次握手就是這樣的流程。而後面的三次握手就不一樣啦！

後面的三次握手

在後面的三次握手中，客戶端會將之前緩存的 Cookie、SYN 和HTTP請求(是的，你沒看錯)發送給服務端，服務端驗證了 Cookie 的合法性，如果不合法直接丟棄；如果是合法的，那麼就正常返回SYN + ACK。

重點來了，現在服務端能向客戶端發 HTTP 響應了！這是最顯著的改變，三次握手還沒建立，僅僅驗證了 Cookie 的合法性，就可以返回 HTTP 響應了。

當然，客戶端的ACK還得正常傳過來，不然怎麼叫三次握手嘛。

流程如下:

注意: 客戶端最後握手的 ACK 不一定要等到服務端的 HTTP 響應到達才發送，兩個過程沒有任何關係。

TFO 的優勢

TFO 的優勢並不在與首輪三次握手，而在於後面的握手，在拿到客戶端的 Cookie 並驗證通過以後，可以直接返回 HTTP 響應，充分利用了1 個RTT(Round-Trip Time，往返時延)的時間提前進行數據傳輸，積累起來還是一個比較大的優勢。

007: 能不能說說TCP報文中時間戳的作用？

timestamp是 TCP 報文首部的一個可選項，一共佔 10 個字節，格式如下:

kind(1 字節) + length(1 字節) + info(8 個字節)

其中 kind = 8， length = 10， info 有兩部分構成: timestamp和timestamp echo，各佔 4 個字節。

那麼這些字段都是幹嘛的呢？它們用來解決那些問題？

接下來我們就來一一梳理，TCP 的時間戳主要解決兩大問題:

計算往返時延 RTT(Round-Trip Time)
防止序列號的迴繞問題

計算往返時延 RTT

在沒有時間戳的時候，計算 RTT 會遇到的問題如下圖所示:

如果以第一次發包爲開始時間的話，就會出現左圖的問題，RTT 明顯偏大，開始時間應該採用第二次的；

如果以第二次發包爲開始時間的話，就會導致右圖的問題，RTT 明顯偏小，開始時間應該採用第一次發包的。

實際上無論開始時間以第一次發包還是第二次發包爲準，都是不準確的。

那這個時候引入時間戳就很好的解決了這個問題。

比如現在 a 向 b 發送一個報文 s1，b 向 a 回覆一個含 ACK 的報文 s2 那麼：

step 1: a 向 b 發送的時候，timestamp 中存放的內容就是 a 主機發送時的內核時刻 ta1。
step 2: b 向 a 回覆 s2 報文的時候，timestamp 中存放的是 b 主機的時刻 tb, timestamp echo字段爲從 s1 報文中解析出來的 ta1。
step 3: a 收到 b 的 s2 報文之後，此時 a 主機的內核時刻是 ta2, 而在 s2 報文中的 timestamp echo 選項中可以得到 ta1, 也就是 s2 對應的報文最初的發送時刻。然後直接採用 ta2 - ta1 就得到了 RTT 的值。

防止序列號迴繞問題

現在我們來模擬一下這個問題。

序列號的範圍其實是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 爲了方便演示，我們縮小一下這個區間，假設範圍是 0 ~ 4，那麼到達 4 的時候會回到 0。

假設在第 6 次的時候，之前還滯留在網路中的包回來了，那麼就有兩個序列號爲1 ~ 2的數據包了，怎麼區分誰是誰呢？這個時候就產生了序列號迴繞的問題。

那麼用 timestamp 就能很好地解決這個問題，因爲每次發包的時候都是將發包機器當時的內核時間記錄在報文中，那麼兩次發包序列號即使相同，時間戳也不可能相同，這樣就能夠區分開兩個數據包了。

008: TCP 的超時重傳時間是如何計算的？

TCP 具有超時重傳機制，即間隔一段時間沒有等到數據包的回覆時，重傳這個數據包。

那麼這個重傳間隔是如何來計算的呢？

今天我們就來討論一下這個問題。

這個重傳間隔也叫做超時重傳時間(Retransmission TimeOut, 簡稱RTO)，它的計算跟上一節提到的 RTT 密切相關。這裏我們將介紹兩種主要的方法，一個是經典方法，一個是標準方法。

經典方法

經典方法引入了一個新的概念——SRTT(Smoothed round trip time，即平滑往返時間)，沒產生一次新的 RTT. 就根據一定的算法對 SRTT 進行更新，具體而言，計算方式如下(SRTT 初始值爲0):

SRTT = (α * SRTT) + ((1 - α) * RTT)

其中，α 是平滑因子，建議值是0.8，範圍是0.8 ~ 0.9。

拿到 SRTT，我們就可以計算 RTO 的值了:

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

β 是加權因子，一般爲1.3 ~ 2.0， lbound 是下界，ubound 是上界。

其實這個算法過程還是很簡單的，但是也存在一定的侷限，就是在 RTT 穩定的地方表現還可以，而在 RTT 變化較大的地方就不行了，因爲平滑因子 α 的範圍是0.8 ~ 0.9, RTT 對於 RTO 的影響太小。

標準方法

爲了解決經典方法對於 RTT 變化不敏感的問題，後面又引出了標準方法，也叫Jacobson / Karels 算法。

一共有三步。

第一步: 計算SRTT，公式如下:

SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT

注意這個時候的 α跟經典方法中的α取值不一樣了，建議值是1/8，也就是0.125。

第二步: 計算RTTVAR(round-trip time variation)這個中間變量。

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

β 建議值爲 0.25。這個值是這個算法中出彩的地方，也就是說，它記錄了最新的 RTT 與當前 SRTT 之間的差值，給我們在後續感知到 RTT 的變化提供了抓手。

第三步: 計算最終的RTO:

RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR

µ建議值取1, ∂建議值取4。

這個公式在 SRTT 的基礎上加上了最新 RTT 與它的偏移，從而很好的感知了 RTT 的變化，這種算法下，RTO 與 RTT 變化的差值關係更加密切。

009: 能不能說一說 TCP 的流量控制？

對於發送端和接收端而言，TCP 需要把發送的數據放到發送緩存區, 將接收的數據放到接收緩存區。

而流量控制索要做的事情，就是在通過接收緩存區的大小，控制發送端的發送。如果對方的接收緩存區滿了，就不能再繼續發送了。

要具體理解流量控制，首先需要了解滑動窗口的概念。

TCP 滑動窗口

TCP 滑動窗口分爲兩種: 發送窗口和接收窗口。

發送窗口

發送端的滑動窗口結構如下:

其中包含四大部分:

已發送且已確認
已發送但未確認
未發送但可以發送
未發送也不可以發送

其中有一些重要的概念，我標註在圖中:

發送窗口就是圖中被框住的範圍。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被確認，NXT 即next, 表示下一個發送的位置。

接收窗口

接收端的窗口結構如下:

REV 即 receive，NXT 表示下一個接收的位置，WND 表示接收窗口大小。

流量控制過程

這裏我們不用太複雜的例子，以一個最簡單的來回來模擬一下流量控制的過程，方便大家理解。

首先雙方三次握手，初始化各自的窗口大小，均爲 200 個字節。

假如當前發送端給接收端發送 100 個字節，那麼此時對於發送端而言，SND.NXT 當然要右移 100 個字節，也就是說當前的可用窗口減少了 100 個字節，這很好理解。

現在這 100 個到達了接收端，被放到接收端的緩衝隊列中。不過此時由於大量負載的原因，接收端處理不了這麼多字節，只能處理 40 個字節，剩下的 60 個字節被留在了緩衝隊列中。

注意了，此時接收端的情況是處理能力不夠用啦，你發送端給我少發點，所以此時接收端的接收窗口應該縮小，具體來說，縮小 60 個字節，由 200 個字節變成了 140 字節，因爲緩衝隊列還有 60 個字節沒被應用拿走。

因此，接收端會在 ACK 的報文首部帶上縮小後的滑動窗口 140 字節，發送端對應地調整發送窗口的大小爲 140 個字節。

此時對於發送端而言，已經發送且確認的部分增加 40 字節，也就是 SND.UNA 右移 40 個字節，同時發送窗口縮小爲 140 個字節。

這也就是流量控制的過程。儘管回合再多，整個控制的過程和原理是一樣的。

010: 能不能說說 TCP 的擁塞控制？

上一節所說的流量控制發生在發送端跟接收端之間，並沒有考慮到整個網絡環境的影響，如果說當前網絡特別差，特別容易丟包，那麼發送端就應該注意一些了。而這，也正是擁塞控制需要處理的問題。

對於擁塞控制來說，TCP 每條連接都需要維護兩個核心狀態:

擁塞窗口（Congestion Window，cwnd）
慢啓動閾值（Slow Start Threshold，ssthresh）

涉及到的算法有這幾個:

慢啓動
擁塞避免
快速重傳和快速恢復

接下來，我們就來一一拆解這些狀態和算法。首先，從擁塞窗口說起。

擁塞窗口

擁塞窗口（Congestion Window，cwnd）是指目前自己還能傳輸的數據量大小。

那麼之前介紹了接收窗口的概念，兩者有什麼區別呢？

接收窗口(rwnd)是接收端給的限制
擁塞窗口(cwnd)是發送端的限制

限制誰呢？

限制的是發送窗口的大小。

有了這兩個窗口，如何來計算髮送窗口？

發送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)

取兩者的較小值。而擁塞控制，就是來控制cwnd的變化。

慢啓動

剛開始進入傳輸數據的時候，你是不知道現在的網路到底是穩定還是擁堵的，如果做的太激進，發包太急，那麼瘋狂丟包，造成雪崩式的網絡災難。

因此，擁塞控制首先就是要採用一種保守的算法來慢慢地適應整個網路，這種算法叫慢啓動。運作過程如下:

首先，三次握手，雙方宣告自己的接收窗口大小
雙方初始化自己的擁塞窗口(cwnd)大小
在開始傳輸的一段時間，發送端每收到一個 ACK，擁塞窗口大小加 1，也就是說，每經過一個 RTT，cwnd 翻倍。如果說初始窗口爲 10，那麼第一輪 10 個報文傳完且發送端收到 ACK 後，cwnd 變爲 20，第二輪變爲 40，第三輪變爲 80，依次類推。

難道就這麼無止境地翻倍下去？當然不可能。它的閾值叫做慢啓動閾值，當 cwnd 到達這個閾值之後，好比踩了下剎車，別漲了那麼快了，老鐵，先 hold 住！

在到達閾值後，如何來控制 cwnd 的大小呢？

這就是擁塞避免做的事情了。

擁塞避免

原來每收到一個 ACK，cwnd 加1，現在到達閾值了，cwnd 只能加這麼一點: 1 / cwnd。那你仔細算算，一輪 RTT 下來，收到 cwnd 個 ACK, 那最後擁塞窗口的大小 cwnd 總共才增加 1。

也就是說，以前一個 RTT 下來，cwnd翻倍，現在cwnd只是增加 1 而已。

當然，慢啓動和擁塞避免是一起作用的，是一體的。

快速重傳和快速恢復

快速重傳

在 TCP 傳輸的過程中，如果發生了丟包，即接收端發現數據段不是按序到達的時候，接收端的處理是重複發送之前的 ACK。

比如第 5 個包丟了，即使第 6、7 個包到達的接收端，接收端也一律返回第 4 個包的 ACK。當發送端收到 3 個重複的 ACK 時，意識到丟包了，於是馬上進行重傳，不用等到一個 RTO 的時間到了才重傳。

這就是快速重傳，它解決的是是否需要重傳的問題。

選擇性重傳

那你可能會問了，既然要重傳，那麼只重傳第 5 個包還是第5、6、7 個包都重傳呢？

當然第 6、7 個都已經到達了，TCP 的設計者也不傻，已經傳過去幹嘛還要傳？乾脆記錄一下哪些包到了，哪些沒到，針對性地重傳。

在收到發送端的報文後，接收端回覆一個 ACK 報文，那麼在這個報文首部的可選項中，就可以加上SACK這個屬性，通過left edge和right edge告知發送端已經收到了哪些區間的數據報。因此，即使第 5 個包丟包了，當收到第 6、7 個包之後，接收端依然會告訴發送端，這兩個包到了。剩下第 5 個包沒到，就重傳這個包。這個過程也叫做選擇性重傳(SACK，Selective Acknowledgment)，它解決的是如何重傳的問題。

快速恢復

當然，發送端收到三次重複 ACK 之後，發現丟包，覺得現在的網絡已經有些擁塞了，自己會進入快速恢復階段。

在這個階段，發送端如下改變：

擁塞閾值降低爲 cwnd 的一半
cwnd 的大小變爲擁塞閾值
cwnd 線性增加

以上就是 TCP 擁塞控制的經典算法: 慢啓動、擁塞避免、快速重傳和快速恢復。

011: 能不能說說 Nagle 算法和延遲確認？

Nagle 算法

試想一個場景，發送端不停地給接收端發很小的包，一次只發 1 個字節，那麼發 1 千個字節需要發 1000 次。這種頻繁的發送是存在問題的，不光是傳輸的時延消耗，發送和確認本身也是需要耗時的，頻繁的發送接收帶來了巨大的時延。

而避免小包的頻繁發送，這就是 Nagle 算法要做的事情。

具體來說，Nagle 算法的規則如下:

當第一次發送數據時不用等待，就算是 1byte 的小包也立即發送
後面發送滿足下面條件之一就可以發了: 數據包大小達到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS) 之前所有包的 ACK 都已接收到

延遲確認

試想這樣一個場景，當我收到了發送端的一個包，然後在極短的時間內又接收到了第二個包，那我是一個個地回覆，還是稍微等一下，把兩個包的 ACK 合併後一起回覆呢？

延遲確認(delayed ack)所做的事情，就是後者，稍稍延遲，然後合併 ACK，最後纔回復給發送端。TCP 要求這個延遲的時延必須小於500ms，一般操作系統實現都不會超過200ms。

不過需要主要的是，有一些場景是不能延遲確認的，收到了就要馬上回復:

接收到了大於一個 frame 的報文，且需要調整窗口大小
TCP 處於 quickack 模式（通過tcp_in_quickack_mode設置）
發現了亂序包

兩者一起使用會怎樣？

前者意味着延遲發，後者意味着延遲接收，會造成更大的延遲，產生性能問題。

012. 如何理解 TCP 的 keep-alive？

大家都聽說過 http 的keep-alive, 不過 TCP 層面也是有keep-alive機制，而且跟應用層不太一樣。

試想一個場景，當有一方因爲網絡故障或者宕機導致連接失效，由於 TCP 並不是一個輪詢的協議，在下一個數據包到達之前，對端對連接失效的情況是一無所知的。

這個時候就出現了 keep-alive, 它的作用就是探測對端的連接有沒有失效。

在 Linux 下，可以這樣查看相關的配置:

sudo sysctl -a | grep keepalive // 每隔 7200 s 檢測一次 net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200 // 一次最多重傳 9 個包 net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9 // 每個包的間隔重傳間隔 75 s net.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75

不過，現狀是大部分的應用並沒有默認開啓 TCP 的keep-alive選項，爲什麼？

站在應用的角度:

7200s 也就是兩個小時檢測一次，時間太長
時間再短一些，也難以體現其設計的初衷, 即檢測長時間的死連接

因此是一個比較尷尬的設計。

網路底層基礎“TCP協議靈魂之問”，你是不是也需要鞏固？

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