浅谈TCP/IP四种计时器、慢启动、拥塞避免、快速重传、快速恢复

女爷i 2022-04-10 04:14 341阅读 0赞

### 持续计时器 ###

解决的问题:A给B发送数据,如果B告诉A自己的缓冲区已满,于是A停止发送数据,等待一段时间后,B的缓冲区出现了富余,于是给A发送报文告诉rwnd大小为400，但是这个报文不幸丢失了,于是就出现A等待B的通知,B等待A发送数据的死锁状态,为了处理这种问题,TCP引入了持续计时器。

持续计时器：当A收到B的零窗口通知时,就启用该计时器,时间到则发送一个字节的探测报文,对方会在此时回应自身的接收窗口大小,如果仍然为0，则重置持续计时器,继续等待.

## 重传计时器（RTO） ##

当TCP发送报文段时,就创建该特定报文段的重传计时器,可能发-生两种情况:

若在计时器截止时间到之前收到了对此特定报文段的确认,则撤销此计时器.  
若在计时器截止时间到之前没有收到对此特定报文段的确认,则重传此报文段,并将计时器复位.

### 保活计时器 ###

问题：假定客户端打开了服务器的连接,传送了一些数据,然后就保持静默，也许这个客户端出故障了,在这种情况下,这个连接将永远保持打开状态，浪费资源。

服务器设置保活计时器解决上面的问题,每当服务器收到客户端的信息,就将计时器复位,超时通常设置为2小时,若服务器过了2小时还没有收到客户端的信息,就发送探测报文段,若发送10个探测报文段(每一个相隔75秒)还没有响应,就假定客户端除了故障,因而就终止该连接.

## 时间等待计时器 ##

和TCP三次同步握手不一样的是,TCP关闭连接用四次挥手来实现,即A—–>B Fin,B—->A ACK, B—–>A Fin,A—-B ACK   
A属于主动关闭方,收到B的ACK之后，A到B的方向连接关闭,即half shutdown，这时不能再发送数据了.   
这种状态下B还是可以单向发送数据的,B的数据发送完毕,也可以做关闭动作了,   
B——>A Fin,A——> B ACK   
B收到ACK,关闭连接,但是A无法知道ACK是否已经到达B，于是开始等待?等待什么呢,假如ACK没有到达B，B会为FIN这个消息超时重传,那如果A等待时间足够,又收到FIN消息,说明ACK没有到达B，于是再发送ACK，直到在足够的时间内没有收到FIN，说明ACK成功到达,这个等待时间至少是:B的timeout＋FIN的传输时间,为了保证可靠,采用更加保守的等待时间2MSL.   
MSL:报文段最大生存时间MSL.它是任何报文段被丢弃前网络内的最长时间。   
TTL:IP对IP 数据报生存时间限制,255秒,所以MSL一般＝TTL = 255 秒   
A发出ACK,等待ACK到达对方的超时时间MSL，等待FIN的超时重传,也是MSL,所以如果2MSL时间内没有收到FIN，说明对方安全收到FIN。

## 慢启动 ##

最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd（拥塞窗口）初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加当前cwnd个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下：

开始 ——> cwnd = 1   
经过一个RTT 后(即收到一个ACK后)　　cwnd = 2\*1 = 2   
经过两个RTT后(即收到两个ACK后)　　cwnd = 2\*2 =4   
经过三个RTT后(即收到两个ACK后)　 cwnd =2\*2\*2 = 8

## 拥塞避免 ##

从慢启动可以看到,cwnd可以很快的增长上来,从而最大程度的利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。

上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？

首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：   
1.把ssthresh 降为cwnd值的一半.   
2.把cwnd重新置为1   
3.重新进入慢启动过程。   
从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。

## 快速重传 ##

TCP需要立刻产生一个ACK，这个ACK不应该被延时，目的在于让对方知道收到一个失序的报文，并告诉对方自己希望收到的报文seq，我们不知道这个重复的ACK的原因，因为还是会等待少量的重复ACK到来，如果连续收到3个或者3个以上的dup ACK，就被判断这个报文被丢失了。快速重传：于是就需要立即重传丢失的数据段，这个地方不用等待重传定时器溢出。

## 快速恢复 ##

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。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。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“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，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。   
1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半。   
2.在收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。

3 把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后利用快速重传机制重传丢失的报文段，加3的原因是因为会收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络  
4.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh(即原本cwnd的一半)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，可以回到拥塞避免状态了。

快速恢复和拥塞避免的主要区别是在遇到报文丢失的场景时，拥塞避免会直接将cwnd置为1，而快速恢复则是先执行快速重传，然后将cwnd减半。

借鉴：https://blog.csdn.net/whoamiyang/article/details/54943687 --对快速重传理解不太对

[https://blog.csdn.net/jtracydy/article/details/52366461][https_blog.csdn.net_jtracydy_article_details_52366461]\--借鉴快重传的理解

[https_blog.csdn.net_jtracydy_article_details_52366461]: https://blog.csdn.net/jtracydy/article/details/52366461