這篇文章是下篇晚树，所以如果你對TCP不熟悉的話稚晚，還請你先看看上篇《TCP的那些事兒（上）》 上篇中崇堵，我們介紹了TCP的協(xié)議頭、狀態(tài)機(jī)客燕、數(shù)據(jù)重傳中的東西鸳劳。但是TCP要解決一個(gè)很大的事，那就是要在一個(gè)網(wǎng)絡(luò)根據(jù)不同的情況來動(dòng)態(tài)調(diào)整自己的發(fā)包的速度也搓，小則讓自己的連接更穩(wěn)定赏廓，大則讓整個(gè)網(wǎng)絡(luò)更穩(wěn)定。在你閱讀下篇之前傍妒，你需要做好準(zhǔn)備幔摸，本篇文章有好些算法和策略，可能會(huì)引發(fā)你的各種思考颤练，讓你的大腦分配很多內(nèi)存和計(jì)算資源既忆，所以，不適合在廁所中閱讀。
TCP的RTT算法
從前面的TCP重傳機(jī)制我們知道Timeout的設(shè)置對于重傳非常重要尿贫。
設(shè)長了电媳，重發(fā)就慢，丟了老半天才重發(fā)庆亡，沒有效率匾乓，性能差；
設(shè)短了又谋，會(huì)導(dǎo)致可能并沒有丟就重發(fā)拼缝。于是重發(fā)的就快，會(huì)增加網(wǎng)絡(luò)擁塞彰亥，導(dǎo)致更多的超時(shí)咧七，更多的超時(shí)導(dǎo)致更多的重發(fā)。
而且任斋，這個(gè)超時(shí)時(shí)間在不同的網(wǎng)絡(luò)的情況下继阻，根本沒有辦法設(shè)置一個(gè)死的值。只能動(dòng)態(tài)地設(shè)置废酷。 為了動(dòng)態(tài)地設(shè)置瘟檩，TCP引入了RTT——Round Trip Time，也就是一個(gè)數(shù)據(jù)包從發(fā)出去到回來的時(shí)間澈蟆。這樣發(fā)送端就大約知道需要多少的時(shí)間墨辛，從而可以方便地設(shè)置Timeout——RTO（Retransmission TimeOut），以讓我們的重傳機(jī)制更高效趴俘。 聽起來似乎很簡單睹簇，好像就是在發(fā)送端發(fā)包時(shí)記下t0，然后接收端再把這個(gè)ack回來時(shí)再記一個(gè)t1寥闪，于是RTT = t1 – t0太惠。沒那么簡單，這只是一個(gè)采樣疲憋，不能代表普遍情況垛叨。
經(jīng)典算法
RFC793中定義的經(jīng)典算法是這樣的：
1）首先，先采樣RTT柜某，記下最近好幾次的RTT值。
2）然后做平滑計(jì)算SRTT（ Smoothed RTT）敛纲。公式為：（其中的 α 取值在0.8 到 0.9之間喂击，這個(gè)算法英文叫Exponential weighted moving average，中文叫：加權(quán)移動(dòng)平均）
SRTT =?( α * SRTT ) + ((1- α) * RTT)
3）開始計(jì)算RTO淤翔。公式如下：
RTO = min [ UBOUND, ?max [ LBOUND, ? (β * SRTT) ] ?]
其中：
UBOUND是最大的timeout時(shí)間翰绊，上限值
LBOUND是最小的timeout時(shí)間，下限值
β 值一般在1.3到2.0之間。
Karn / Partridge 算法
但是上面的這個(gè)算法在重傳的時(shí)候會(huì)出有一個(gè)終極問題——你是用第一次發(fā)數(shù)據(jù)的時(shí)間和ack回來的時(shí)間做RTT樣本值监嗜，還是用重傳的時(shí)間和ACK回來的時(shí)間做RTT樣本值谐檀？
這個(gè)問題無論你選那頭都是按下葫蘆起了瓢。 如下圖所示：
情況（a）是ack沒回來裁奇，所以重傳桐猬。如果你計(jì)算第一次發(fā)送和ACK的時(shí)間，那么刽肠，明顯算大了溃肪。
情況（b）是ack回來慢了，但是導(dǎo)致了重傳音五，但剛重傳不一會(huì)兒惫撰，之前ACK就回來了。如果你是算重傳的時(shí)間和ACK回來的時(shí)間的差躺涝，就會(huì)算短了厨钻。
所以1987年的時(shí)候，搞了一個(gè)叫Karn / Partridge Algorithm坚嗜，這個(gè)算法的最大特點(diǎn)是——忽略重傳夯膀，不把重傳的RTT做采樣（你看，你不需要去解決不存在的問題）惶傻。
但是棍郎，這樣一來，又會(huì)引發(fā)一個(gè)大BUG——如果在某一時(shí)間银室，網(wǎng)絡(luò)閃動(dòng)涂佃，突然變慢了，產(chǎn)生了比較大的延時(shí)蜈敢，這個(gè)延時(shí)導(dǎo)致要重轉(zhuǎn)所有的包（因?yàn)橹暗腞TO很泄架），于是抓狭，因?yàn)橹剞D(zhuǎn)的不算伯病，所以，RTO就不會(huì)被更新否过，這是一個(gè)災(zāi)難午笛。 于是Karn算法用了一個(gè)取巧的方式——只要一發(fā)生重傳，就對現(xiàn)有的RTO值翻倍（這就是所謂的?Exponential backoff）苗桂，很明顯药磺，這種死規(guī)矩對于一個(gè)需要估計(jì)比較準(zhǔn)確的RTT也不靠譜。
Jacobson / Karels 算法
前面兩種算法用的都是“加權(quán)移動(dòng)平均”煤伟，這種方法最大的毛病就是如果RTT有一個(gè)大的波動(dòng)的話癌佩，很難被發(fā)現(xiàn)木缝，因?yàn)楸黄交袅恕Ｋ裕?988年围辙，又有人推出來了一個(gè)新的算法我碟，這個(gè)算法叫Jacobson / Karels Algorithm（參看RFC6289）。這個(gè)算法引入了最新的RTT的采樣和平滑過的SRTT的差距做因子來計(jì)算姚建。 公式如下：（其中的DevRTT是Deviation RTT的意思）
SRTT?= SRTT?+ α?(RTT?– SRTT) ?—— 計(jì)算平滑RTT
DevRTT?= (1-β)*DevRTT?+ β*(|RTT-SRTT|)?——計(jì)算平滑RTT和真實(shí)的差距（加權(quán)移動(dòng)平均）
RTO= μ *?SRTT + ? *DevRTT?—— 神一樣的公式
（其中：在Linux下矫俺，α = 0.125，β = 0.25桥胞， μ = 1恳守，??= 4 ——這就是算法中的“調(diào)得一手好參數(shù)”，nobody knows why, it just works…） 最后的這個(gè)算法在被用在今天的TCP協(xié)議中（Linux的源代碼在：tcp_rtt_estimator）贩虾。
TCP滑動(dòng)窗口
需要說明一下催烘，如果你不了解TCP的滑動(dòng)窗口這個(gè)事，你等于不了解TCP協(xié)議缎罢。我們都知道伊群，TCP必需要解決的可靠傳輸以及包亂序（reordering）的問題，所以策精，TCP必需要知道網(wǎng)絡(luò)實(shí)際的數(shù)據(jù)處理帶寬或是數(shù)據(jù)處理速度舰始，這樣才不會(huì)引起網(wǎng)絡(luò)擁塞，導(dǎo)致丟包咽袜。
所以丸卷，TCP引入了一些技術(shù)和設(shè)計(jì)來做網(wǎng)絡(luò)流控，Sliding Window是其中一個(gè)技術(shù)询刹。 前面我們說過谜嫉，TCP頭里有一個(gè)字段叫Window，又叫Advertised-Window凹联，這個(gè)字段是接收端告訴發(fā)送端自己還有多少緩沖區(qū)可以接收數(shù)據(jù)沐兰。于是發(fā)送端就可以根據(jù)這個(gè)接收端的處理能力來發(fā)送數(shù)據(jù)，而不會(huì)導(dǎo)致接收端處理不過來蔽挠。 為了說明滑動(dòng)窗口住闯，我們需要先看一下TCP緩沖區(qū)的一些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)：
上圖中，我們可以看到：
接收端LastByteRead指向了TCP緩沖區(qū)中讀到的位置澳淑，NextByteExpected指向的地方是收到的連續(xù)包的最后一個(gè)位置比原，LastByteRcved指向的是收到的包的最后一個(gè)位置，我們可以看到中間有些數(shù)據(jù)還沒有到達(dá)杠巡，所以有數(shù)據(jù)空白區(qū)春寿。
發(fā)送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack過的位置（表示成功發(fā)送確認(rèn)），LastByteSent表示發(fā)出去了忽孽，但還沒有收到成功確認(rèn)的Ack，LastByteWritten指向的是上層應(yīng)用正在寫的地方。
于是：
接收端在給發(fā)送端回ACK中會(huì)匯報(bào)自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;
而發(fā)送方會(huì)根據(jù)這個(gè)窗口來控制發(fā)送數(shù)據(jù)的大小兄一，以保證接收方可以處理厘线。
下面我們來看一下發(fā)送方的滑動(dòng)窗口示意圖：
上圖中分成了四個(gè)部分，分別是：（其中那個(gè)黑模型就是滑動(dòng)窗口）
#1已收到ack確認(rèn)的數(shù)據(jù)出革。
#2發(fā)還沒收到ack的造壮。
#3在窗口中還沒有發(fā)出的（接收方還有空間）。
#4窗口以外的數(shù)據(jù)（接收方?jīng)]空間）
下面是個(gè)滑動(dòng)后的示意圖（收到36的ack骂束，并發(fā)出了46-51的字節(jié)）：
下面我們來看一個(gè)接受端控制發(fā)送端的圖示：
Zero Window
上圖耳璧，我們可以看到一個(gè)處理緩慢的Server（接收端）是怎么把Client（發(fā)送端）的TCP Sliding Window給降成0的。此時(shí)展箱，你一定會(huì)問旨枯，如果Window變成0了，TCP會(huì)怎么樣混驰？是不是發(fā)送端就不發(fā)數(shù)據(jù)了攀隔？是的，發(fā)送端就不發(fā)數(shù)據(jù)了栖榨，你可以想像成“Window Closed”昆汹，那你一定還會(huì)問，如果發(fā)送端不發(fā)數(shù)據(jù)了婴栽，接收方一會(huì)兒Window size 可用了满粗，怎么通知發(fā)送端呢？
解決這個(gè)問題愚争，TCP使用了Zero Window Probe技術(shù)映皆，縮寫為ZWP，也就是說准脂，發(fā)送端在窗口變成0后劫扒，會(huì)發(fā)ZWP的包給接收方，讓接收方來ack他的Window尺寸狸膏，一般這個(gè)值會(huì)設(shè)置成3次沟饥，第次大約30-60秒（不同的實(shí)現(xiàn)可能會(huì)不一樣）。如果3次過后還是0的話湾戳，有的TCP實(shí)現(xiàn)就會(huì)發(fā)RST把鏈接斷了贤旷。
注意：只要有等待的地方都可能出現(xiàn)DDoS攻擊，Zero Window也不例外砾脑，一些攻擊者會(huì)在和HTTP建好鏈發(fā)完GET請求后幼驶，就把Window設(shè)置為0，然后服務(wù)端就只能等待進(jìn)行ZWP韧衣，于是攻擊者會(huì)并發(fā)大量的這樣的請求盅藻，把服務(wù)器端的資源耗盡购桑。（關(guān)于這方面的攻擊，大家可以移步看一下Wikipedia的SockStress詞條）
另外氏淑，Wireshark中勃蜘，你可以使用tcp.analysis.zero_window來過濾包，然后使用右鍵菜單里的follow TCP stream假残，你可以看到ZeroWindowProbe及ZeroWindowProbeAck的包缭贡。
Silly Window Syndrome
Silly Window Syndrome翻譯成中文就是“糊涂窗口綜合癥”。正如你上面看到的一樣辉懒，如果我們的接收方太忙了阳惹，來不及取走Receive Windows里的數(shù)據(jù)，那么眶俩，就會(huì)導(dǎo)致發(fā)送方越來越小莹汤。到最后，如果接收方騰出幾個(gè)字節(jié)并告訴發(fā)送方現(xiàn)在有幾個(gè)字節(jié)的window仿便，而我們的發(fā)送方會(huì)義無反顧地發(fā)送這幾個(gè)字節(jié)体啰。
要知道，我們的TCP+IP頭有40個(gè)字節(jié)嗽仪，為了幾個(gè)字節(jié)荒勇，要達(dá)上這么大的開銷，這太不經(jīng)濟(jì)了闻坚。
另外沽翔，你需要知道網(wǎng)絡(luò)上有個(gè)MTU，對于以太網(wǎng)來說窿凤，MTU是1500字節(jié)仅偎，除去TCP+IP頭的40個(gè)字節(jié)，真正的數(shù)據(jù)傳輸可以有1460雳殊，這就是所謂的MSS（Max Segment Size）注意橘沥，TCP的RFC定義這個(gè)MSS的默認(rèn)值是536，這是因?yàn)?RFC 791里說了任何一個(gè)IP設(shè)備都得最少接收576尺寸的大泻煌骸（實(shí)際上來說576是撥號(hào)的網(wǎng)絡(luò)的MTU座咆，而576減去IP頭的20個(gè)字節(jié)就是536）。
如果你的網(wǎng)絡(luò)包可以塞滿MTU仓洼，那么你可以用滿整個(gè)帶寬介陶，如果不能，那么你就會(huì)浪費(fèi)帶寬色建。（大于MTU的包有兩種結(jié)局哺呜，一種是直接被丟了，另一種是會(huì)被重新分塊打包發(fā)送） 你可以想像成一個(gè)MTU就相當(dāng)于一個(gè)飛機(jī)的最多可以裝的人箕戳，如果這飛機(jī)里滿載的話某残，帶寬最高国撵，如果一個(gè)飛機(jī)只運(yùn)一個(gè)人的話，無疑成本增加了驾锰，也而相當(dāng)二卸留。
所以，Silly Windows Syndrome這個(gè)現(xiàn)像就像是你本來可以坐200人的飛機(jī)里只做了一兩個(gè)人椭豫。 要解決這個(gè)問題也不難，就是避免對小的window size做出響應(yīng)旨指，直到有足夠大的window size再響應(yīng)赏酥，這個(gè)思路可以同時(shí)實(shí)現(xiàn)在sender和receiver兩端。
如果這個(gè)問題是由Receiver端引起的谆构，那么就會(huì)使用?David D Clark’s 方案裸扶。在receiver端，如果收到的數(shù)據(jù)導(dǎo)致window size小于某個(gè)值搬素，可以直接ack(0)回sender呵晨，這樣就把window給關(guān)閉了，也阻止了sender再發(fā)數(shù)據(jù)過來熬尺，等到receiver端處理了一些數(shù)據(jù)后windows size 大于等于了MSS摸屠，或者，receiver buffer有一半為空粱哼，就可以把window打開讓send 發(fā)送數(shù)據(jù)過來季二。
如果這個(gè)問題是由Sender端引起的，那么就會(huì)使用著名的?Nagle’s algorithm揭措。這個(gè)算法的思路也是延時(shí)處理胯舷，他有兩個(gè)主要的條件：
1）要等到 Window Size>=MSS 或是 Data Size >=MSS，
2）收到之前發(fā)送數(shù)據(jù)的ack回包绊含，他才會(huì)發(fā)數(shù)據(jù)桑嘶，否則就是在攢數(shù)據(jù)。
以上兩點(diǎn)躬充，即是導(dǎo)致TCP粘包的原因逃顶。
另外，Nagle算法默認(rèn)是打開的麻裳，所以口蝠，對于一些需要小包場景的程序——比如像telnet或ssh這樣的交互性比較強(qiáng)的程序，你需要關(guān)閉這個(gè)算法津坑。你可以在Socket設(shè)置TCP_NODELAY選項(xiàng)來關(guān)閉這個(gè)算法（關(guān)閉Nagle算法沒有全局參數(shù)妙蔗，需要根據(jù)每個(gè)應(yīng)用自己的特點(diǎn)來關(guān)閉）
setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char*)&value,sizeof(int));
另外，網(wǎng)上有些文章說TCP_CORK的socket option是也關(guān)閉Nagle算法疆瑰，這不對眉反。TCP_CORK其實(shí)是更新激進(jìn)的Nagle算漢昙啄，完全禁止小包發(fā)送，而Nagle算法沒有禁止小包發(fā)送寸五，只是禁止了大量的小包發(fā)送梳凛。最好不要兩個(gè)選項(xiàng)都設(shè)置。
Nagle算法參考資料：
TCP的擁塞處理 –?Congestion Handling
上面我們知道了梳杏，TCP通過Sliding Window來做流控（Flow Control）韧拒，但是TCP覺得這還不夠，因?yàn)镾liding Window需要依賴于連接的發(fā)送端和接收端十性，其并不知道網(wǎng)絡(luò)中間發(fā)生了什么叛溢。TCP的設(shè)計(jì)者覺得，一個(gè)偉大而牛逼的協(xié)議僅僅做到流控并不夠劲适，因?yàn)榱骺刂皇蔷W(wǎng)絡(luò)模型4層以上的事楷掉，TCP的還應(yīng)該更聰明地知道整個(gè)網(wǎng)絡(luò)上的事。
具體一點(diǎn)霞势，我們知道TCP通過一個(gè)timer采樣了RTT并計(jì)算RTO烹植，但是，如果網(wǎng)絡(luò)上的延時(shí)突然增加愕贡，那么草雕，TCP對這個(gè)事做出的應(yīng)對只有重傳數(shù)據(jù)，但是颂鸿，重傳會(huì)導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)的負(fù)擔(dān)更重促绵，于是會(huì)導(dǎo)致更大的延遲以及更多的丟包，于是嘴纺，這個(gè)情況就會(huì)進(jìn)入惡性循環(huán)被不斷地放大败晴。試想一下，如果一個(gè)網(wǎng)絡(luò)內(nèi)有成千上萬的TCP連接都這么行事栽渴，那么馬上就會(huì)形成“網(wǎng)絡(luò)風(fēng)暴”尖坤，TCP這個(gè)協(xié)議就會(huì)拖垮整個(gè)網(wǎng)絡(luò)。這是一個(gè)災(zāi)難闲擦。
所以慢味，TCP不能忽略網(wǎng)絡(luò)上發(fā)生的事情，而無腦地一個(gè)勁地重發(fā)數(shù)據(jù)墅冷，對網(wǎng)絡(luò)造成更大的傷害纯路。對此TCP的設(shè)計(jì)理念是：
TCP不是一個(gè)自私的協(xié)議，當(dāng)擁塞發(fā)生的時(shí)候寞忿，要做自我犧牲驰唬。就像交通阻塞一樣，每個(gè)車都應(yīng)該把路讓出來，而不要再去搶路了叫编。
關(guān)于擁塞控制的論文請參看《Congestion Avoidance and Control》(PDF)
擁塞控制主要是四個(gè)算法：1）慢啟動(dòng)辖佣，2）擁塞避免，3）擁塞發(fā)生搓逾，4）快速恢復(fù)卷谈。這四個(gè)算法不是一天都搞出來的，這個(gè)四算法的發(fā)展經(jīng)歷了很多時(shí)間霞篡，到今天都還在優(yōu)化中世蔗。 備注:
1988年，TCP-Tahoe 提出了1）慢啟動(dòng)朗兵，2）擁塞避免凸郑，3）擁塞發(fā)生時(shí)的快速重傳
1990年，TCP Reno 在Tahoe的基礎(chǔ)上增加了4）快速恢復(fù)
慢熱啟動(dòng)算法 – Slow Start
首先矛市，我們來看一下TCP的慢熱啟動(dòng)。慢啟動(dòng)的意思是诲祸，剛剛加入網(wǎng)絡(luò)的連接浊吏，一點(diǎn)一點(diǎn)地提速，不要一上來就像那些特權(quán)車一樣霸道地把路占滿救氯。新同學(xué)上高速還是要慢一點(diǎn)找田，不要把已經(jīng)在高速上的秩序給搞亂了。
慢啟動(dòng)的算法如下(cwnd全稱Congestion Window)：
1）連接建好的開始先初始化cwnd = 1着憨，表明可以傳一個(gè)MSS大小的數(shù)據(jù)墩衙。
2）每當(dāng)收到一個(gè)ACK，cwnd++; 呈線性上升
3）每當(dāng)過了一個(gè)RTT甲抖，cwnd = cwnd*2; 呈指數(shù)讓升
4）還有一個(gè)ssthresh（slow start threshold）漆改，是一個(gè)上限，當(dāng)cwnd >= ssthresh時(shí)准谚，就會(huì)進(jìn)入“擁塞避免算法”（后面會(huì)說這個(gè)算法）
所以挫剑，我們可以看到，如果網(wǎng)速很快的話柱衔，ACK也會(huì)返回得快樊破，RTT也會(huì)短，那么唆铐，這個(gè)慢啟動(dòng)就一點(diǎn)也不慢哲戚。下圖說明了這個(gè)過程。
這里艾岂，我需要提一下的是一篇Google的論文《An Argument for Increasing TCP’s Initial Congestion Window》Linux 3.0后采用了這篇論文的建議——把cwnd 初始化成了 10個(gè)MSS顺少。而Linux 3.0以前，比如2.6澳盐，Linux采用了RFC3390祈纯，cwnd是跟MSS的值來變的令宿，如果MSS< 1095，則cwnd = 4腕窥；如果MSS>2190粒没，則cwnd=2；其它情況下簇爆，則是3癞松。
?擁塞避免算法 –?Congestion Avoidance
前面說過，還有一個(gè)ssthresh（slow start threshold）入蛆，是一個(gè)上限响蓉，當(dāng)cwnd >= ssthresh時(shí)，就會(huì)進(jìn)入“擁塞避免算法”哨毁。一般來說ssthresh的值是65535枫甲，單位是字節(jié)，當(dāng)cwnd達(dá)到這個(gè)值時(shí)后扼褪，算法如下：
1）收到一個(gè)ACK時(shí)想幻，cwnd = cwnd + 1/cwnd
2）當(dāng)每過一個(gè)RTT時(shí)，cwnd = cwnd + 1
這樣就可以避免增長過快導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)擁塞话浇，慢慢的增加調(diào)整到網(wǎng)絡(luò)的最佳值脏毯。很明顯，是一個(gè)線性上升的算法幔崖。
擁塞狀態(tài)時(shí)的算法
前面我們說過食店，當(dāng)丟包的時(shí)候，會(huì)有兩種情況：
1）等到RTO超時(shí)赏寇，重傳數(shù)據(jù)包吉嫩。TCP認(rèn)為這種情況太糟糕，反應(yīng)也很強(qiáng)烈蹋订。
sshthresh = ?cwnd /2
cwnd 重置為 1
進(jìn)入慢啟動(dòng)過程
2）Fast Retransmit算法率挣，也就是在收到3個(gè)duplicate ACK時(shí)就開啟重傳，而不用等到RTO超時(shí)露戒。
TCP Tahoe的實(shí)現(xiàn)和RTO超時(shí)一樣椒功。
TCP Reno的實(shí)現(xiàn)是：
cwnd = cwnd /2
sshthresh = cwnd
進(jìn)入快速恢復(fù)算法——Fast Recovery
上面我們可以看到RTO超時(shí)后，sshthresh會(huì)變成cwnd的一半智什，這意味著动漾，如果cwnd<=sshthresh時(shí)出現(xiàn)的丟包，那么TCP的sshthresh就會(huì)減了一半荠锭，然后等cwnd又很快地以指數(shù)級(jí)增漲爬到這個(gè)地方時(shí)旱眯，就會(huì)成慢慢的線性增漲。我們可以看到，TCP是怎么通過這種強(qiáng)烈地震蕩快速而小心得找到網(wǎng)站流量的平衡點(diǎn)的删豺。
快速恢復(fù)算法 – Fast Recovery
TCP Reno
這個(gè)算法定義在RFC5681共虑。快速重傳和快速恢復(fù)算法一般同時(shí)使用呀页÷璋瑁快速恢復(fù)算法是認(rèn)為，你還有3個(gè)Duplicated Acks說明網(wǎng)絡(luò)也不那么糟糕蓬蝶，所以沒有必要像RTO超時(shí)那么強(qiáng)烈尘分。?注意，正如前面所說丸氛，進(jìn)入Fast Recovery之前培愁，cwnd 和 sshthresh已被更新：
cwnd = cwnd /2
sshthresh = cwnd
然后，真正的Fast Recovery算法如下：
cwnd = sshthresh ?+ 3 * MSS （3的意思是確認(rèn)有3個(gè)數(shù)據(jù)包被收到了）
重傳Duplicated ACKs指定的數(shù)據(jù)包
如果再收到 duplicated Acks缓窜，那么cwnd = cwnd +1
如果收到了新的Ack定续，那么，cwnd = sshthresh 禾锤，然后就進(jìn)入了擁塞避免的算法了香罐。
如果你仔細(xì)思考一下上面的這個(gè)算法，你就會(huì)知道时肿，上面這個(gè)算法也有問題，那就是——它依賴于3個(gè)重復(fù)的Acks港粱。注意螃成，3個(gè)重復(fù)的Acks并不代表只丟了一個(gè)數(shù)據(jù)包，很有可能是丟了好多包查坪。但這個(gè)算法只會(huì)重傳一個(gè)寸宏，而剩下的那些包只能等到RTO超時(shí)，于是偿曙，進(jìn)入了惡夢模式——超時(shí)一個(gè)窗口就減半一下氮凝，多個(gè)超時(shí)會(huì)超成TCP的傳輸速度呈級(jí)數(shù)下降，而且也不會(huì)觸發(fā)Fast Recovery算法了望忆。
通常來說罩阵，正如我們前面所說的，SACK或D-SACK的方法可以讓Fast Recovery或Sender在做決定時(shí)更聰明一些启摄，但是并不是所有的TCP的實(shí)現(xiàn)都支持SACK（SACK需要兩端都支持）稿壁，所以，需要一個(gè)沒有SACK的解決方案歉备。而通過SACK進(jìn)行擁塞控制的算法是FACK（后面會(huì)講）
TCP New Reno
于是傅是，1995年，TCP New Reno（參見?RFC 6582）算法提出來，主要就是在沒有SACK的支持下改進(jìn)Fast Recovery算法的——
當(dāng)sender這邊收到了3個(gè)Duplicated Acks喧笔，進(jìn)入Fast Retransimit模式帽驯，開發(fā)重傳重復(fù)Acks指示的那個(gè)包。如果只有這一個(gè)包丟了书闸，那么尼变，重傳這個(gè)包后回來的Ack會(huì)把整個(gè)已經(jīng)被sender傳輸出去的數(shù)據(jù)ack回來。如果沒有的話梗劫，說明有多個(gè)包丟了享甸。我們叫這個(gè)ACK為Partial ACK。
一旦Sender這邊發(fā)現(xiàn)了Partial ACK出現(xiàn)梳侨，那么蛉威，sender就可以推理出來有多個(gè)包被丟了，于是乎繼續(xù)重傳sliding window里未被ack的第一個(gè)包走哺。直到再也收不到了Partial Ack蚯嫌，才真正結(jié)束Fast Recovery這個(gè)過程
我們可以看到，這個(gè)“Fast Recovery的變更”是一個(gè)非常激進(jìn)的玩法丙躏，他同時(shí)延長了Fast Retransmit和Fast Recovery的過程苗膝。
算法示意圖
下面我們來看一個(gè)簡單的圖示以同時(shí)看一下上面的各種算法的樣子：
FACK算法
FACK全稱Forward Acknowledgment 算法，論文地址在這里（PDF）Forward Acknowledgement: Refining TCP Congestion Control?這個(gè)算法是其于SACK的贮喧，前面我們說過SACK是使用了TCP擴(kuò)展字段Ack了有哪些數(shù)據(jù)收到掷邦，哪些數(shù)據(jù)沒有收到，他比Fast Retransmit的3 個(gè)duplicated acks好處在于废恋，前者只知道有包丟了谈秫，不知道是一個(gè)還是多個(gè)，而SACK可以準(zhǔn)確的知道有哪些包丟了鱼鼓。 所以拟烫，SACK可以讓發(fā)送端這邊在重傳過程中，把那些丟掉的包重傳迄本，而不是一個(gè)一個(gè)的傳硕淑，但這樣的一來，如果重傳的包數(shù)據(jù)比較多的話嘉赎，又會(huì)導(dǎo)致本來就很忙的網(wǎng)絡(luò)就更忙了置媳。所以，F(xiàn)ACK用來做重傳過程中的擁塞流控公条。
這個(gè)算法會(huì)把SACK中最大的Sequence Number 保存在snd.fack這個(gè)變量中半开，snd.fack的更新由ack帶秋，如果網(wǎng)絡(luò)一切安好則和snd.una一樣（snd.una就是還沒有收到ack的地方赃份，也就是前面sliding window里的category #2的第一個(gè)地方）
然后定義一個(gè)awnd = snd.nxt – snd.fack（snd.nxt指向發(fā)送端sliding window中正在要被發(fā)送的地方——前面sliding windows圖示的category#3第一個(gè)位置）寂拆，這樣awnd的意思就是在網(wǎng)絡(luò)上的數(shù)據(jù)奢米。（所謂awnd意為：actual quantity of data outstanding in the network）
如果需要重傳數(shù)據(jù)，那么纠永，awnd =?snd.nxt – snd.fack + retran_data鬓长，也就是說，awnd是傳出去的數(shù)據(jù) + 重傳的數(shù)據(jù)尝江。
然后觸發(fā)Fast Recovery 的條件是：?(?( snd.fack – snd.una ) > (3*MSS)?) || (dupacks == 3) ) 涉波。這樣一來，就不需要等到3個(gè)duplicated acks才重傳炭序，而是只要sack中的最大的一個(gè)數(shù)據(jù)和ack的數(shù)據(jù)比較長了（3個(gè)MSS）啤覆，那就觸發(fā)重傳。在整個(gè)重傳過程中cwnd不變惭聂。直到當(dāng)?shù)谝淮蝸G包的snd.nxt<=snd.una（也就是重傳的數(shù)據(jù)都被確認(rèn)了）窗声，然后進(jìn)來擁塞避免機(jī)制——cwnd線性上漲辜纲。
我們可以看到如果沒有FACK在，那么在丟包比較多的情況下耕腾，原來保守的算法會(huì)低估了需要使用的window的大小，而需要幾個(gè)RTT的時(shí)間才會(huì)完成恢復(fù)扫俺，而FACK會(huì)比較激進(jìn)地來干這事苍苞。 但是柒啤，F(xiàn)ACK如果在一個(gè)網(wǎng)絡(luò)包會(huì)被 reordering的網(wǎng)絡(luò)里會(huì)有很大的問題。
其它擁塞控制算法簡介
TCP Vegas 擁塞控制算法
這個(gè)算法1994年被提出畸颅，它主要對TCP Reno 做了些修改没炒。這個(gè)算法通過對RTT的非常重的監(jiān)控來計(jì)算一個(gè)基準(zhǔn)RTT。然后通過這個(gè)基準(zhǔn)RTT來估計(jì)當(dāng)前的網(wǎng)絡(luò)實(shí)際帶寬犯戏，如果實(shí)際帶寬比我們的期望的帶寬要小或是要多的活送火，那么就開始線性地減少或增加cwnd的大小。如果這個(gè)計(jì)算出來的RTT大于了Timeout后先匪，那么种吸，不等ack超時(shí)就直接重傳。（Vegas 的核心思想是用RTT的值來影響擁塞窗口呀非，而不是通過丟包） 這個(gè)算法的論文是《TCP Vegas: End to End Congestion Avoidance on a Global Internet》這篇論文給了Vegas和 New Reno的對比：
關(guān)于這個(gè)算法實(shí)現(xiàn)坚俗，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_vegas.h镜盯，/net/ipv4/tcp_vegas.c
HSTCP(High Speed TCP) 算法
這個(gè)算法來自RFC 3649（Wikipedia詞條）。其對最基礎(chǔ)的算法進(jìn)行了更改猖败，他使得Congestion Window漲得快速缆，減得慢。其中：
擁塞避免時(shí)的窗口增長方式： cwnd = cwnd + α(cwnd) / cwnd
丟包后窗口下降方式：cwnd = (1- β(cwnd))*cwnd
注：α(cwnd)和β(cwnd)都是函數(shù)恩闻，如果你要讓他們和標(biāo)準(zhǔn)的TCP一樣艺糜，那么讓α(cwnd)=1，β(cwnd)=0.5就可以了幢尚。 對于α(cwnd)和β(cwnd)的值是個(gè)動(dòng)態(tài)的變換的東西破停。 關(guān)于這個(gè)算法的實(shí)現(xiàn)，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_highspeed.c
TCP BIC 算法
2004年尉剩，產(chǎn)內(nèi)出BIC算法≌媛現(xiàn)在你還可以查得到相關(guān)的新聞《Google：美科學(xué)家研發(fā)BIC-TCP協(xié)議 速度是DSL六千倍》 BIC全稱Binary Increase Congestion control，在Linux 2.6.8中是默認(rèn)擁塞控制算法边涕。BIC的發(fā)明者發(fā)這么多的擁塞控制算法都在努力找一個(gè)合適的cwnd – Congestion Window晤碘，而且BIC-TCP的提出者們看穿了事情的本質(zhì)，其實(shí)這就是一個(gè)搜索的過程功蜓，所以BIC這個(gè)算法主要用的是Binary Search——二分查找來干這個(gè)事园爷。 關(guān)于這個(gè)算法實(shí)現(xiàn)，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_bic.c
TCP WestWood算法
westwood采用和Reno相同的慢啟動(dòng)算法式撼、擁塞避免算法童社。westwood的主要改進(jìn)方面：在發(fā)送端做帶寬估計(jì)，當(dāng)探測到丟包時(shí)著隆，根據(jù)帶寬值來設(shè)置擁塞窗口扰楼、慢啟動(dòng)閾值。?那么美浦，這個(gè)算法是怎么測量帶寬的？每個(gè)RTT時(shí)間浦辨，會(huì)測量一次帶寬，測量帶寬的公式很簡單币厕，就是這段RTT內(nèi)成功被ack了多少字節(jié)芽腾。因?yàn)椋@個(gè)帶寬和用RTT計(jì)算RTO一樣阴绢，也是需要從每個(gè)樣本來平滑到一個(gè)值的——也是用一個(gè)加權(quán)移平均的公式。 另外旱函，我們知道，如果一個(gè)網(wǎng)絡(luò)的帶寬是每秒可以發(fā)送X個(gè)字節(jié)踪古，而RTT是一個(gè)數(shù)據(jù)發(fā)出去后確認(rèn)需要的時(shí)候券腔，所以，X * RTT應(yīng)該是我們緩沖區(qū)大小枕扫。所以辱魁，在這個(gè)算法中，ssthresh的值就是est_BD * min-RTT(最小的RTT值)参滴，如果丟包是Duplicated ACKs引起的锻弓，那么如果cwnd > ssthresh，則 cwin = ssthresh暴心。如果是RTO引起的杂拨，cwnd = 1，進(jìn)入慢啟動(dòng)弹沽。 ? 關(guān)于這個(gè)算法實(shí)現(xiàn)，你可以參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_westwood.c
其它
更多的算法，你可以從Wikipedia的TCP Congestion Avoidance Algorithm?詞條中找到相關(guān)的線索
后記
好了亏狰，到這里我想可以結(jié)束了，TCP發(fā)展到今天促脉，里面的東西可以寫上好幾本書。本文主要目的瘸味，還是把你帶入這些古典的基礎(chǔ)技術(shù)和知識(shí)中，希望本文能讓你了解TCP藕夫，更希望本文能讓你開始有學(xué)習(xí)這些基礎(chǔ)或底層知識(shí)的興趣和信心枯冈。
當(dāng)然，TCP東西太多了滩褥，不同的人可能有不同的理解炫加，而且本文可能也會(huì)有一些荒謬之言甚至錯(cuò)誤，還希望得到您的反饋和批評俗孝。
