【计网】TCP在可靠传输中都干了啥

文章目录

1、概述

TCP 是面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议，处于OSI模型的第四层传输层。

那么什么是可靠传输呢？可靠传输就是保证接收方收到的字节流和发送方发出的字节流是完全一样的。也就是说，通过 TCP 连接传输的数据，无差错、不丢失、不重复、并且按序到达。

网络层是没有可靠传输机制的，尽自己最大的努力进行交付。而传输层使用 TCP 实现可靠传输，TCP 保证可靠传输的机制有如下几种：

校验和 Checksum
序列号和确认应答机制
重传机制
流量控制（滑动窗口协议）
拥塞控制

2、校验和

所谓 TCP 的校验和（Checksum）就是说：由发送端计算待发送 TCP 报文段的校验和，然后接收端对接收到的 TCP 报文段验证其校验和（TCP 的校验和是一个端到端的校验和）。其目的是为了发现 TCP 的首部和数据在发送端到接收端之间是否发生了变动。如果接收方检测到校验和有差错，则该 TCP 报文段会被直接丢弃。

TCP 在计算校验和时，需要加上一个 12 字节的伪首部。伪首部的数据是从 IP 数据报头获取的，共有 12 字节，包含如下信息：源 IP 地址、目的 IP 地址、保留字节 (置 0)、传输层协议号 (TCP 是 6)、TCP 报文长度 (首部 + 数据)：

3、序列号和确认应答机制

这个机制类似于问答的形式。比如在课堂上老师会问你"明白了吗？"，假如你没有隔一段时间没有回应或者你说不明白，那么老师就会重新讲一遍。

其实计算机的确认应答机制也是一样的，发送端发送信息给接收端，接收端会回应一个包，这个包就是应答包(ACK)，而序列号则是标识发送者是谁。

4、重传机制

4.1、介绍

在错综复杂的网络，并不一定能够顺利的传输报文，报文存在丢失的可能性。报文丢失的可能因素有很多种，包括应用故障，路由设备过载，或暂时的服务宕机。报文级别速度是很高的，通常来说报文的丢失是暂时的，因此 TCP 能够发现和恢复报文丢失显得尤为重要。

重传机制是 TCP 最基本的错误恢复功能，常见的重传机制有如下：

超时重传
快速重传

4.2、超时重传

超时重传是最常看到的一种重传机制，如在之前提及到的《【计网】什么是三次握手四次挥手》中，便多次提及到了在三次握手四次挥手中若报文丢失或超时变回触发超时重传。

超时重传就是 TCP 发送方在发送报文的时候，设定一个定时器，如果在规定的时间内没有收到接收方发来的 ACK 确认报文，发送方就会重传这个已发送的报文段。

超时重传时间 我们一般用 RTO （Retransmission Timeout）来表示，RTT （Round-Trip Time 往返时延）就是数据从网络一端传送到另一端所需的时间，也就是报文段的往返时间。

显然，超时重传时间 RTO 的值应该略大于报文往返 RTT 的值：

我们可以假想一下，如果超时重传时间 RTO 远大于或小于 RTT，会发生什么情况：

RTO 远大于 RTT ：网络的空闲时间增大，降低了网络传输效率。即如果真的丢失了，等待的时间过长，原本一分钟能干五碗饭，在RTO远大于RTT后，一分钟只能干两碗了，使得两端之间的网络传输效率变差；
RTO 小于 RTT：不必要的重传，导致网络负荷增大，甚至无法完成正常的网络传输。简单来说就是，如果通过TCP传输一个数据包最快需要2ms，但是由于RTO小于RTT，假设设置RTO为1ms，那么在这个数据包还未传输到接收方时便已经触发超时重传机制，导致永远无法完成该次网络传输。

如果超时重传的数据又超时了该怎么办呢？TCP 的策略是重传的超时间隔加倍。

也就是说，每进行一次超时重传，都会将下一次重传的超时时间间隔设为先前值的两倍。

超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长。有没有一种机制可以减少超时重传的等待时间呢 ？于是快速重传机制应运而生。

4.3、快速重传

快速重传（Fast Retransmit）机制不以时间为驱动，而是以数据驱动重传。

快速重传机制的原理：每当接收方收到比期望序号大的失序报文段到达时，就向发送方发送一个冗余 ACK ，指明下一个期待字节的序号。简单来说，就是接收方收到的数据包如果不是按照顺序来的，不管是乱序还是丢失，也会给客户端回复冗余ACK，用来标记到发送到哪里的时候乱序或丢失了。

对于何时重传有这么一个阈值，当冗余ACK达到3个时，便会触发重传，即发现三个乱序或丢失的数据包时，便会触发快速重传。

注意：是冗余ACK达到3个，不是收到3个重复的ACK便会触发重传，因为除了3个冗余ACK外，还有一个是最开始的正确的ACK，所以重复的ACK是4个，其中冗余ACK3个，有1个是正确的ACK。

举个例子：发送方已经发送 1、2、3、4、5报文段

接收方收到报文段 1，返回 1 的 ACK 确认报文（确认号为报文段 2 的第一个字节）
接收方收到报文段 3，仍然返回 1 的 ACK 确认报文（确认号为报文段 2 的第一个字节）
接收方收到报文段 4，仍然返回 1 的 ACK 确认报文（确认号为报文段 2 的第一个字节）
接收方收到报文段 5，仍然返回 1 的 ACK 确认报文（确认号为报文段 2 的第一个字节）
接收方收到 3 个对于报文段 1 的冗余 ACK，认为报文段 2 丢失，于是重传报文段 2
最后，接收方收到了报文段 2，此时因为报文段 3、4、5 都收到了，所以返回 6 的 ACK 确认报文（确认号为报文段 6 的第一个字节）

5、滑动窗口协议

5.1、介绍

我们都知道 TCP 是每发送一个数据，都要进行一次确认应答。当上一个数据包收到了应答了，再发送下一个。

这个模式就有点像我和你面对面聊天，你一句我一句。但这种方式的缺点是效率比较低的。

如果你说完一句话，我在处理其他事情，没有及时回复你，那你不是要干等着我做完其他事情后，我回复你，你才能说下一句话，很显然这不现实。

所以，这样的传输方式有一个缺点：数据包的往返时间越长，通信的效率就越低。

为解决这个问题，TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下，它也不会降低网络通信的效率。

那么有了窗口，就可以指定窗口大小，窗口大小就是指无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值。

窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间，发送方主机在等到确认应答返回之前，必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答，此时数据就可以从缓存区清除。

假设窗口大小为 3 个 TCP 段，那么发送方就可以「连续发送」 3 个 TCP 段，并且中途若有 ACK 丢失，可以通过「下一个确认应答进行确认」。

图中的 ACK 600 确认应答报文丢失，也没关系，因为可以通过下一个确认应答进行确认，只要发送方收到了 ACK 700 确认应答，就意味着 700 之前的所有数据「接收方」都收到了。这个模式就叫累计确认 或者累计应答。

那么窗口大小由哪一方决定？

TCP 头里有一个字段叫 Window，也就是窗口大小。

这个字段是接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来。

所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。

发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小，否则接收方就无法正常接收到数据。

5.2、发送方的滑动窗口

我们先来看看发送方的窗口，下图就是发送方缓存的数据，根据处理的情况分成四个部分，其中深蓝色方框是发送窗口，紫色方框是可用窗口：

#1 是已发送**并**收到 ACK确认的数据：1~31 字节
#2 是已发送**但**未收到 ACK确认的数据：32~45 字节
#3 是未发送但总大小**在接收方处理范围 内**（接收方还有空间）：46~51字节
#4 是未发送但总大小**超过**接收方处理范围（接收方没有空间）：52字节以后

在下图，当发送方把数据「全部」都一下发送出去后，可用窗口的大小就为 0 了，表明可用窗口耗尽 ，在没收到 ACK 确认之前是无法继续发送数据了。

在下图，当收到之前发送的数据 32~36 字节的 ACK 确认应答后，如果发送窗口的大小没有变化，则滑动窗口往右边滑动 5 个字节，因为有 5 个字节的数据被应答确认 ，接下来 52~56 字节又变成了可用窗口，那么后续也就可以发送 52~56 这 5 个字节的数据了。

那么程序是如何表示发送方的四个部分的呢？

TCP 滑动窗口方案使用三个指针 来跟踪在四个传输类别中的每一个类别中的字节。其中两个指针是绝对指针 （指特定的序列号），一个是相对指针（需要做偏移）：

SND.WND：表示发送窗口的大小（大小是由接收方指定的）；
SND.UNA（Send Unacknoleged ）：是一个绝对指针 ，它指向的是已发送但未收到确认 的第一个字节的序列号，也就是 #2 的第一个字节。
SND.NXT：也是一个绝对指针 ，它指向未发送但可发送范围 的第一个字节的序列号 ，也就是 #3 的第一个字节。可用窗口大小 = SND.WND -（SND.NXT - SND.UNA）
指向 #4 的第一个字节是个相对指针 ，它需要 SND.UNA 指针加上 SND.WND 大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。

5.3、接收方的滑动窗口

接下来我们看看接收方的窗口，接收窗口相对简单一些，根据处理的情况划分成三个部分：

#1 + #2 是已成功接收并确认的数据（等待应用进程读取）；
#3 是未收到数据但可以接收的数据；
#4 未收到数据且不可以接收的数据；

其中三个接收部分，使用两个指针进行划分:

RCV.WND：表示接收窗口的大小，它会通告给发送方。
RCV.NXT：是一个指针，它指向期望从发送方发送来的下一个数据字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。
指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要 RCV.NXT 指针加上 RCV.WND 大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。

那么接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗？

答案是并不完全相等，接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。

因为滑动窗口并不是一成不变的。比如，当接收方的应用进程读取数据的速度非常快的话，这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小，是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传输过程是存在时延的，所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。

6、流量控制

想象一下这个场景：主机 A 一直向主机 B 发送数据，不考虑主机 B 的接收能力，则可能导致主机 B 的接收缓冲区满了而无法再接收数据，从而导致大量的数据丢包，引发重传机制。而在重传的过程中，若主机 B 的接收缓冲区情况仍未好转，则会将大量的时间浪费在重传数据上，降低传送数据的效率。

所以引入了流量控制机制，主机 B 通过告诉主机 A 自己接收缓冲区的大小，来使主机 A 控制发送的数据量。总结来说：所谓流量控制就是控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。

TCP 实现流量控制主要就是通过 滑动窗口协议。

在前面说到滑动窗口的大小是由接收方告知发送方的，那么是如何告知的呢？在《【计网】什么是三次握手四次挥手》中其实有展示过只是未提及，在数据报文中是存在这么一个16位的 窗口大小 Window 字段。

该字段的含义是指自己接收缓冲区的剩余大小，于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来。

因此，通常来说窗口大小是由接收方来决定的。

接收方 会在发送 ACK 确认应答报文时，将自己的即时窗口大小 （接收窗口 rwnd）填入，并跟随 ACK 报文一起发送出去。而发送方 根据接收到的 ACK 报文中的窗口大小的值改变自己的发送速度。如果接收到窗口大小的值为 0，那么发送方将停止发送数据 。并定期的向接收端发送窗口探测数据段，提醒接收端把窗口大小告诉发送端。

7、拥塞控制

7.1、介绍

所谓拥塞就是说：在某段时间，对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分（即需大于供)，网络的性能变差。

如果网络出现拥塞，TCP 报文可能会大量丢失，此时就会大量触发重传机制，从而导致网络拥塞程度更高，严重影响传输。

其实只要「发送方」没有在规定时间内接收到 ACK 应答报文，也就是触发了重传机制，就会认为网络出现了拥塞。

因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。

流量控制 是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制 是为了降低整个网络的拥塞程度，防止过多的数据注入到网络中。

为了调节发送方所要发送数据的量，定义了「拥塞窗口 cwnd」的概念。拥塞窗口是发送方维护的一个状态变量，它会根据网络的拥塞程度动态变化：

只要网络中出现了拥塞，cwnd 就会减少;
若网络中没有出现拥塞，cwnd 就会增大。

在引入拥塞窗口概念之前 ，发送窗口大小和接收窗口大小基本是相等的关系，即取决于接收窗口大小 。引入拥塞窗口后 ，发送窗口的大小就等于拥塞窗口和接收窗口的最小值。

7.2、慢开始

慢开始 的思路就是：TCP 在刚建立连接完成后，如果立即把大量数据字节注入到网络，那么很有可能引起网络阻塞。好的方法是先探测一下，逐步提高 发送数据包的数量，即由小到大逐渐增大 拥塞窗口数值。cwnd 初始值为 1，每经过一个传播轮次，cwnd 加倍（指数增长）。

当然不能一直执行慢启动，这里会设置一个慢启动轮限 ssthresh 状态变量：

当 cwnd < ssthresh 时，继续使用慢启动算法；
当 cwnd >= ssthresh 时，开始使用拥塞避免算法。

7.3、拥塞避免

拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢增大，即每经过一个往返时间 cwnd 加 1。

注意，无论是慢开始阶段还是拥塞避免，只要出现了网络拥塞（触发超时重传机制 ），慢开始轮限 sshresh 和拥塞窗口大小 cwnd 的值都会发生变化（乘法减小）：

ssthresh 设为 cwnd/2
cwnd 重置为 1

由于拥塞窗口大小重置为 1 了，所以就会重新开始执行慢启动算法。

7.4、快重传和快恢复

快速重传和快速恢复算法一般同时使用。当触发快速重传 机制，即接收方收到三个重复的 ACK 确认 的时候，就会执行快重传 算法（触发快速重传机制和超时重传机制的情况不同，TCP 认为触发快速重传的情况并不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分），快速重传做的事情有：

阻塞窗口减半，即cwnd = cwnd/2；
慢开始轮限 = 阻塞窗口，即ssthresh = cwnd；
重新进入拥塞避免阶段。

后来的 快速恢复 算法是在上述的"快速重传"算法后添加的，当收到 3 个重复ACK时，TCP 最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。

快速恢复的思想是数据包守恒 原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当旧数据包 离开了网络后，才能向网络中发送一个新数据包 ，如果发送方收到一个重复的 ACK，那么根据 TCP 的 ACK 机制就表明有一个数据包离开了网络，于是 cwnd 加 1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。

具体来说快速恢复的主要步骤：

把 cwnd 设置为 ssthresh 的值加 3，然后重传丢失的报文段，加 3 的原因是因为收到 3 个重复的 ACK，表明有 3 个旧数据包离开了网络；
再收到重复的 ACK 时，拥塞窗口 cwnd 增加 1
当收到新的数据包的 ACK 时，把 cwnd 设置为第一步中的 ssthresh 的值。原因是因为该 ACK 确认了新的数据，说明从重复 ACK 时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。