0、前言：
在講解sip協議的超時機制之前，先簡單地介紹一下sip協議中的message、dialog、session 和 transaction
（1）Messages(消息)
消息是在服務器和客戶端之間交換的獨立文本，有兩種類型的消息,分別是請求(Requests)和響應(Responses)。
（2）Dialog(對話)
對話是兩個UAs(user agent) 之間持續一段時間的端到端(peer-to-peer)的SIP 關係.。一個對話由一個Call-ID、一個local tag 和 一個remote tag來標識，對話過去也叫做 "call leg"。dialog的建立是收到UAS的響應（To tag）時開始建立的。收到180響應時建立dialog叫做早期對話（early dialog），收到2XX的應答開始纔是真正的dialog建立。
當UA發送初始INVITE請求後，只有接收到失敗響應纔有可能建立DIALOG。通過Callid、From域中的tag參數和To域中的tag參數來唯一標識DIALOG。 From域中的參數由主叫添加，To域中的參數由被叫添加。
（3）Transaction(事務)
事務發生於客戶端和服務器端之間，包含從客戶端發出請求給服務器，到服務器響應給客戶端的最終消息(non-1xx message)之間的所有消息.。如果請求是一個"Invite"消息，並且最終的響應是一個non-2xx消息，那麼該事務包含一個"Ack"響應消息。如果服務器的響應是一個2xx消息，那麼，隨後的ACK是一個單獨的事務。
（4）Session(會話)
session是媒體交換之後才建立的，具體而言就是通過offer/answer方式交換sdp的媒體。session的建立可以使INVITE-200 也可以是200-ACK。這要看媒體的交換髮生的時間。 具體來說，INVITE 中的消息體用sdp語言來描述自己可處理的媒體類型，200OK中 帶回UAS端可處理的媒體類型，這個時候媒體交換就算是完成了，也就是session建立起來了。
下面的示意圖清晰的顯示了Transaction和Dialog之間的關係：
1、sip協議超時機制
SIP協議中無論是Client端還是Server端，在定時器和消息重發的處理上，可分爲與INVITE相關的Transaction 和與INVITE不相關的Transaction。RFC3261中定義了兩個基準定時器 T1＝500ms 和 T2＝4s。
無論是可靠傳送還是不可靠傳送，當實體發送消息（包括請求或響應消息）後，都會啓動一個64 倍的T1定時器（計時器B、H、F），當此定時器終結時，如果沒有收到相應的響應或確認消息，實體將會清掉相關的Transaction。
（1）INVITE客戶端事務
當SIP實體（包括UA和Proxy）發送INVITE消息後，無論是可靠傳送還是不可靠傳送，實體都會啓動定時器B（Timer B=64*T1，如果T1＝500ms，則此定時器爲32S）。
在不可靠傳送的情況下，實體同時會啓動定時器A（初始值爲T1），如果T1時間間隔後沒有收到任何響應消息，實體將會重發INVITE消息，之後的間隔分別爲2T1、4T1、8T1、16T1、32T1，在此期間，如果收到響應消息，實體將會終止重發行爲。
當定時器B（Timer B=64T1）終結時，如果實體仍然沒有收到響應消息，實體將終止該呼叫請求，客戶端不產生ACK。
當客戶端收到300~699的應答時，客戶端需要產生ACK請求。（ACK請求必須和原始請求發送到相同的地址、端口和transport），並啓動定時器D（缺省值是在非可靠通訊上至少是32秒，在可靠通訊上是0秒）
（2）INVITE服務端事務
當被叫用戶應答時，被叫側UA（UAS）將會向對端發送200消息，表示對INVITE消息的確認，主叫側UA（UAC收到200消息）後，將會發送ACK消息，表示收到200消息。因此，對Server側來講，當發送200消息後，爲了等待ACK消息，將會啓動定時器H（Timer H=64T1）。
在不可靠傳送的情況下，Server還會啓動T1定時器（計時器G），如果T1終結，沒有收到ACK消息，UAS將會重發200 消息。以後的間隔分別爲2T1,4T1,8T1,當時間達到T2（T2＝8T1）後，後續重發的間隔將一直爲T2。
當定時器H（Timer H=64T1）終了時，如果實體仍然沒有收到ACK確認消息，實體將會終止該呼叫請求。
其它的最終響應消息，消息的重傳和定時器保護也與200消息的相同。
（3）非INVITE客戶端事務
當實體發送INFO或BYE等消息後，實體將會啓動定時器F（Timer F=64T1）。如果定時器F終了時，沒有收到最終響應消息，實體將會清掉Transaction。
在不可靠傳送的情況下，實體同時啓動定時器E（初始值T1）。如果在此期間沒有收到1XX臨時響應消息，實體將會以MIN(2(4,8..)*T1，T2)的間隔重發，直到間隔達到T2(4秒)。如果沒有收到任何響應消息，實體重發的行爲將與INVITE消息相關的最終響應行爲（Server）相同。
ACK只有在響應非200 OK時才和INVITE一樣，否則與INVITE不爲同一事務，只屬於同一個對話。
（4）非INVITE服務端事務
當收到一個不是INVITE或者ACK請求的時候，服務端的狀態初始化爲"Trying"狀態，在此狀態下，任何重發的請求都會被忽略。當服務端發送一個1XX的臨時應答後，進入"Proceeding"狀態；在"Proceeding"狀態下收到一個重發的請求，服務端將發送一個最近的1XX臨時應答；如果在"Proceeding"狀態下，服務端發送一個終結應答(應答碼是200—699)，那麼服務端就進入“Completed”狀態。
當服務端進入"Completed"狀態，對於不可靠傳輸來說，必須設定一個定時器J=64*T1秒；對於可靠傳輸來說，設定爲0秒（即：不設定定時器）。在“Completed”狀態下，收到一個重發的請求時，服務端需要將上一次的終結應答重新發送。
服務端事務保持“Completed”狀態知道定時器J觸發，當定時器J觸發後，服務端事務必須進入“Terminated”狀態。
2、SIP協議中的各類定時器解析
| 定時器 | 缺省值 | 含義 |
|---|---|---|
| T1 | 500 ms | 一個估計的循環時間（RTT） |
| T2 | 4 秒 | 非 INVITE 請求和 INVITE 響應的最長重傳時間間隔 |
| T4 | 5 秒 | 網絡在客戶端和服務端事務中傳輸消息可能的時間 |
| 定時器 A | 最初爲 T1 | INVITE 請求重傳時間間隔（僅適用於不可靠傳輸，如：UDP） |
| 定時器 B | 64*T1 | INVITE 事務超時定時器 |
|
定時器 D |
大於等於 32 秒（對於 UDP） |
響應重傳的等待時間 |
| 0 秒（對於 TCP 和 SCTP） | ||
| 定時器 E | 最初爲 T1 | 非 INVITE 請求重傳時間間隔（僅適用於不可靠傳輸，如：UDP） |
| 定時器 F | 64*T1 | 非 INVITE 事務超時定時器 |
| 定時器 G | 最初爲 T1 | INVITE 響應重傳時間間隔 |
| 定時器 H | 64*T1 | ACK 接收的等待時間 |
|
定時器 I |
T4（對於 UDP） |
ACK 重傳的等待時間 |
| 0 秒（對於 TCP 和 SCTP） | ||
|
定時器 J |
64*T1（對於 UDP） |
重傳非 INVITE 請求的等待時間 |
| 0 秒（對於 TCP 和 SCTP） | ||
|
定時器 K |
T4（對於 UDP） |
響應重傳的等待時間 |
| 0 秒（對於 TCP 和 SCTP） |
參考：
https://www.jianshu.com/p/84d7289a4d3b
https://blog.csdn.net/daitu3201/article/details/80831429