传输层协议（13）：拥塞控制（2）

喜欢ヅ旅行 2023-07-10 13:00 1阅读 0赞

**5.3.9.2 快速重传和快速恢复**

上一小节所讲述的网络拥塞，说的是 TCP 发送方发送了一批数据（1个或多个报文），一直等到超时（RTO），也没有收到对方的 ACK 报文。但是上一小节关于网络拥塞的处理，有一个潜台词的假设没有说出来，那就是：网络长时间拥塞，如图5-146所示：

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图5-146 网络长时间拥塞

图5-146中，我们假设 B 对 A 所发送的每一个报文都应该回以1个 ACK 报文，但是很遗憾，由于网络拥塞，每一个 ACK报文，A 都没有收到。此之谓网络长时间拥塞。

上一小节中，TCP发送方“感知”到1个报文的超时，就认为网络是长时间拥塞了，所以它来了一个“垂直降落”。

但是有一种场景，那就是网络偶尔拥塞，对应到图5-146中，就是仅仅其中1个 ACK 报文没有收到，那么 TCP 是不是有更好的处理方案呢？答案是肯定的，那就是快速重传和快速恢复。

**1）关于报文乱序和丢包的 ACK**

在介绍快速重传和快速恢复之前，我们先介绍一个补充知识：如果 TCP 接收方所收到的报文是乱序的或者丢包了，它该如何回应 ACK。

先看乱序，如图5-147所示：

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图5-147 报文乱序的 ACK

图5-147中，A 按照顺序向 B 发送了3个报文：SEG1、SEG2、SEG3，但是 B 所收到的报文的顺序却变成了 SEG1、SEG3、SEG2。那么，B 应该这么应答 A 呢？

对于所收到的第1个报文 SEG1，这没有问题，B 就正常的回以 ACK(SEG1, AKN = 200)。

对于所收到的第2个报文 SEG3，B 能够通过 SEG3 的 SEQ(300) 判断出，这不是它所期望的报文（它所期望的报文的 SEQ = 200），而是它所期望的报文的后续报文，此时它仍然回以 ACK(SEG1, AKN = 200)——告诉 A,它所期望的报文的 SEQ = 200。

但是，B 并不会将 SEG3 丢弃，而是保存起来，因为这种场面对于 TCP 来说是一个比较正常的事情——TCP 会认为，很可能是报文乱序了，那就不着急，耐心等待。

对于所收到的第2个报文 SEG2，B 会感慨：耐心终有回报，它所期望的那个报文终于来到了。而且非常凑巧，本次所收到的报文 SEG2，和上次所收到的报文 SEG3，正好可以连在一起（SEG2.SEQ + SEG2.DataLen = SEG3.SEQ），于是 B 就将 SEG2 和 SEG3 一起给确认了，回以 ACK(SEG3, AKN = 400)——告诉 A，从 SEQ = 200，到 SEQ = 399，这么多数据都收到了（对应报文 SEG2、SEG3），下一个所期望收到的报文的 SEQ = 400。

**说明：**ACK(SEGi)、ACK(SEGi, AKN = N) 是一种简化的表达，其含义是：这个 ACK 报文是针对 SEGi及其之前所有未确认报文的 ACK 报文，其中 AKN 字段的值等于 N，也就是 SEGi.SEQ + SEGi.DataLen。

乱序对于 TCP 的双方来说，仅仅是网络对它们开了一个小小的玩笑，无伤大雅，但是如果丢包呢？如图5-148所示：

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图5-148 报文丢包的 ACK

图5-148中，A 发送的报文 SEG2 由于某种原因没有到达 B，可以看到，B 是一直倔强地回以 ACK(SEG1)。这比较好理解，假设 B 收到报文 SEG3 时，回以 ACK(SEG3)，那么 A 就会认为 B 也收到了 SEG2，并且是将 SEG2、SEG3 打包 ACK（基于 Delay ACK 机制）。

更一般地，TCP 并不知道（或者并不想知道）报文是乱序了还是丢包了，反正只要它所接收的报文的 SEQ 大于它所期望的报文的 SEQ(SEG.SEQ > ACK.AKN)，它就一直倔强地回以 ACK，其中 ACK.AKN 等于它所期望的 SEQ。

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由于后面的内容中涉及“重复 ACK”这个概念，我们这里就将“重复 ACK”做一个定义。从图5-148可以看到，B 回应的第1个 ACK 报文是一个正常的回应，而后续的3个 ACK 报文，都是重复 ACK。这是我们直观的感觉，RFC 5681 关于“重复 ACK”的定义是：

（1）收到 ACK 报文的一方（也就是图5-148中的 A），得有已发送未确认的数据

（2）所收到的 ACK 报文中，没有包含数据

（3）所收到的 ACK 报文中，SYN 和 FIN 标记都是关闭的（其值为0）

（4）所收到的 ACK 报文中的 AKN，等于自己发送空间的 UNA

（5）所收到的 ACK 报文，其所通告的 Window 大小与上次 ACK 报文的 Window 的大小相同。

这个定义同时也暗示了，TCP 面对乱序或者丢包时，其所回应的 ACK 报文是不会变化 Window 字段的。

我们以图5-148为例，将这个定义解释如下：

（1）A 发送了报文 SEG1，B 回以 ACK(SEG1)，其中 ACK.AKN = 200, ACK.Window = 1000

（2）A 发送了报文 SEG2，假设 SEG2.SEQ = 200，此时 A 的已发送未确认报文的 SEQ等于 200，即 A.UNA = 200

（3）但是由于 SEG2 丢失了，B 并没有收到，所以 B 也不会回以报文 ACK(SEQ2)

（4）A 发送了报文 SEG3，根据前文描述，B 收到 SEG3 以后，会回以 ACK(SEQ1)，即 ACK.AKN = 200 = A.UNA, ACK.Window = 1000。我们把这个 ACK 报文记为 ACK1

（5）A 发送了报文 SEG4 ......B 回复的报文，从内容上来说，仍然是 ACK1——这是第1次重复 ACK

（6）A 发送了报文 SEG5 ......B 回复的报文，从内容上来说，仍然是 ACK1——这是第2次重复 ACK

（7）A 发送了报文 SEG6 ......B 回复的报文，从内容上来说，仍然是 ACK1——这是第3次重复 ACK

......

RFC 5681 为什么要对“重复 ACK”做如此比较严格的定义呢？这与快速重传机制有关。

**2）快速重传和快速恢复算法**

严格来说，单纯的快速重传与拥塞控制没有多大关系，它仅仅是为了提升发送效率。为了方便阅读，我们将图5-148重新贴一下，取名“3次重复 ACK”，如图5-149所示：

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图5-149 3次重复 ACK

对于 A 来说，它每收到1次重复 ACK,都会有疑问：为什么会收到重复 ACK？是 SEG2 丢包了？是 SEG2 乱序了（到达 B 的时间比较晚）？还是网络将 ACK 报文错误地重复发送了？

古人云“事不过三”，当 A 收到了3次重复的 ACK，它该怎么做？

一种做法是心中继续那些疑问，但是也仅仅是疑惑而已，还是继续发送它的报文 SEG6、SEG7 ......一直到超时时间（RTO）到，A 发送自己还没有收到 SEG2 的 ACK 报文，这时候才恍然大悟：哦，原来 SEG2 超时了，需要重传。这就是传统的超时重传策略。

还有一种做法是：既然已经收到了3次重复 ACK，那很可能意味着 SEG2 丢包了，那么与其坐等超时，不如就直接认为 SEG2 超时了，干脆就重传 SEG2 吧。这种收到3次重复 ACK 就认为是丢包，并且重传该报文的策略，称为快速重传。

从这个意义上讲，快速重传确实与拥塞控制没有多大关系。但是：

（1）既然认为是丢包了——就算实际上没有丢包，SEG2 还在网络中，那时延也已经很大了——那说明网络发生了拥塞。既然网络发送了拥塞，那么是不是应该象上一小节介绍的那样：垂直降落，然后进入慢速启动/拥塞避免状态呢？

（2）但是，网络拥塞的状况似乎也没有多严重。毕竟随后发送的报文（SEG3~SEG5），对方应该是都收到了，并且也回应了 ACK（虽然是3次重复的 ACK(SEG1)）。那么是不是可以认为网络已经不拥塞了（就算曾经拥塞过一小段时间，现在也已经变好了）？是不是就不必“垂直降落/慢速启动”了？是不是就保持当前状态？

这两个想法，前者偏悲观，后者偏乐观，选择哪个，似乎都有点纠结。于是，RFC 5681 进行了一定的折中，提出了“快速重传-快速恢复”算法。

超时重传也好，快速重传也好，它们的本质是一样的：

（1）都是对“丢包”的一种探测。TCP 的世界里没有上帝——没有上帝告诉 TCP，这个报文是真的被网络丢弃了，还是仍然在网络中传输（只是传输的有点慢）——TCP 只能根据自己的“感觉”来“赌”一把，或者通过“超时”，或者通过“3次重复 ACK”。两种“赌”法的概率都比较高，相对而言，通过“3次重复 ACK”的效率更高。

（2）都是对“丢包”的一种“修复”。既然认为丢包了，那就得修复它——这一点两者是一样的，都是重传该报文。

超时重传后，“垂直降落-慢速启动=拥塞避免”算法接管了后续的发送策略，而快速重传后，接管发送策略的快速恢复算法。

“快速重传-快速恢复”的算法如下：

（1）当 TCP 发送方收到第1个和第2个重复 ACK 时，它仍然是按照原来的策略发送新报文，比如5-149中继续发送 SEG4、SEG5。此时，发送方不能调整它的 cwnd。

（2）当 TCP 收到第3个重复 ACK 时，它需要调整 ssthresh：

ssthresh <= max (FlightSize / 2, 2\*SMSS)

（3）那个“丢包”被重传（SEG.SEQ = TCP.UNA）——也就是所谓的“快速重传”

（4）将 cwnd 设置为：

cwnd = ssthresh + 3 \* SMSS

（5）后续如果还收到重复 ACK（第5次、第6次 ......），每收到1次，cwnd = cwnd + SMSS。而且此时可以继续发送“新”数据（发送空间里的“已允许未发送”数据）。

（6）当收到对方新的 ACK 时（即对方收到了重传的报文，并给予正确的回应），需要重新将 cwnd 设置为：

cwnd = ssthresh

（7）在随后的过程中，TCP 进入拥塞避免状态，也就是采用拥塞避免算法：

cwnd = ssthresh

纵观“快速重传-快速恢复”算法和“慢速启动-拥塞避免”算法，两者的不同点是：

（1）对于丢包的检测方法不同（丢包也就意味着拥塞）。前者使用“3次重复 ACK”当作判断标准，而后者使用“超时”当作判断标准

（2）拥塞（丢包）发生后，前者并没有将 cwnd“垂直降落”，而是将 cwnd 设置为：cwnd = ssthresh + 3 \* SMSS，后者则将 cwnd 垂直降落：cwnd <= SMSS

（3）拥塞（丢包）发生后，前者进入“拥塞避免”状态，而后者进入“快速启动”状态。

“快速重传-快速恢复”算法和“慢速启动-拥塞避免”算法，两者的相同点是：

（1）拥塞（丢包）发生后，两者都将 sstrhresh 进行了调整，也都可以简单认为调整公式也相同：ssthresh = max (FlightSize / 2, 2\*SMSS)

我们把以上的比较，继续总结，如表5-30所示：

表5-30  “快速重传-快速恢复”和“慢速启动-拥塞避免”的比较

<table style="width:568px;"> 
 <tbody> 
 <tr> 
 <td> 比较项 </td> 
 <td> 比较 结果 </td> 
 <td> 快速重传-快速恢复 </td> 
 <td> 慢速启动-拥塞避免 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> 拥塞检测 </td> 
 <td> 不同 </td> 
 <td> 3次重复 ACK </td> 
 <td> 超时 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> 拥塞后，ssthresh 的调整 </td> 
 <td> 相同 </td> 
 <td colspan="2"> ssthresh = max (FlightSize / 2, 2*SMSS) </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> 拥塞后，cwnd 的调整 </td> 
 <td> 不同 </td> 
 <td> cwnd = ssthresh + 3 * SMSS </td> 
 <td> cwnd = SMSS </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> 拥塞后的状态 </td> 
 <td> 不同 </td> 
 <td> 拥塞避免 </td> 
 <td> 慢速启动 </td> 
 </tr> 
 </tbody> 
</table>

两者之所以有如此不同，归根结底在于两者对于拥塞程度的认识。“慢速启动-拥塞避免”算法比较悲观，因为到了超时。“快速重传-快速恢复”算法相对来说，比较乐观，因为它在感知到丢包的同时，也发现后续的报文好像没有什么问题。

最后再解释一下“快速重传-快速恢复”算法中关于 cwnd 的调整，它一会等于 cwnd = ssthresh + 3 \* SMSS，一会又等于 cwnd = ssthresh。这是为什么？

笔者以为，这体现了 TCP 面对网络拥塞时的很多正能量思想。

首先，我们抛开那个变来变去的 cwnd，先说说拥塞控制本身。笔者第一眼看到网络拥塞是崩溃的。试想一下，一个 TCP 连接发送了网络拥塞的心里活动：这网络怎么拥塞了？这是谁造成的？我没有发送多少数据啊？这也不是我造成的啊，我又能怎么办？就算我现在一点数据不发送，网络还是会拥塞啊!我该怎么办？

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这样的心里活动确实令人崩溃！但是，TCP 的想法却是很正能量：只要人人都献出一份爱，世界将变成美好的明天。于是我们看到，面对网络拥塞时，TCP 并没有抱怨、并没有迷惘，更没有推卸责任，而是马上进入拥塞控制算法。而且不仅如此，在连接刚开始创建时，TCP 就主动进入了拥塞控制的角色（慢速启动）。

帮助别人，也就是帮助自己。TCP 这种主动而无私的精神，同样也使自己受益，它可以是自己避免陷入无限的重传陷进中。

同时，我们也看到，TCP 在互帮互助、互相谦让的同时，也是齐心协力在充分利用网络的带宽。毕竟，大家的目标还是要传输数据，总不能网络一拥塞时，大家都在家里葛优躺。

![format_png 5][]

齐心协力，充分利用网络带宽，比如“快速重传”等我们就不多说了，这里谈谈它的思想。

TCP 认为网络就是一个大管道，而所谓网络拥塞，就是报文在管道上淤积。TCP 的思想，有一点类似“配额制”：谁在网络上淤积，谁就减少配额；谁的淤积从网络中消失了，谁就可以增加配额。

所以我们看到前文所描述的算法：

（1）收到3次重复 ACK 以后，不仅快速重传、调整 ssthresh，而且将cwnd 调整为 cwnd = ssthresh + 3 \* SMSS。

这里的“3 \* SMSS”，是TCP 认为自己所发送的报文“SEG3~SEG5”并没有在网络上淤积，因为它收到了3次重复的 ACK。所以，TCP 就增加了自己的配额——增加“3 \* SMSS”。

（2）当快速重传并且收到对应的 ACK 以后，TCP 又将 cwnd 调整回来 cwnd = ssthresh，这......我编不下去了，这应该是 TCP 觉得应该进入正常的轨道：进入拥塞避免状态，此时 cwnd 应该等于 ssthresh，然后再利用拥塞避免算法慢慢增加 cwnd。

不要认为 cwnd 这种变来变去是莫名奇妙，事实上正如它的名字所暗示的那样，TCP 不是一个传输协议，而是一个控制协议。无数个 TCP 连接竞争同一个网络，既要公平，又要效率，是 TCP 永远的追求！

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