TCP可靠性
基于序号的确认应答(ACK)机制
TCP保证可靠性最核心的机制就是基于序号的确认应答机制。
TCP并不是百分之百可靠的，但是只要一条消息有应答，那么我们就可以确定该消息100%被对方收到了，这就是确认应答的意义。
可靠性不仅仅是保证被对方收到，还需要保证按序到达，这取决于32位序号/32位确认序号字段。
- 如何理解确认应答机制
我们可以把TCP的缓冲区看作是一个数组：
那么数组的下标就相当于OS给每个字节的数据标好了序号。
例如：应用层发送0-1000的字节到缓冲区，那么发送区就将0-1000下标的数据发到对方主机，然后对方会给你回应1001，意味着这批数据已经接收成功，下一次发送的起点是1001。
滑动窗口
刚才讨论了确认应答策略, 对每一个发送的数据段, 都要给一个ACK确认应答。 收到ACK后再发送下一个数据段。这样做有一个比较大的缺点, 就是性能较差。尤其是数据往返的时间较长的时候。
例如一次报文传输确定2001-3000，第二次确定3001-4000
既然这样一发一收的方式性能较低, 那么我们一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能(其实是将多个段的等待时间重叠在一起了)
例如2001-3000、3001-4000、4001-5000一起发送，发送前三个段的时候无需等待ACK，直接发送。
收到第一个ACK后, 滑动窗口向后移动, 继续发送第五个段的数据。依次类推
具体发多少呢？和对方的接收能力有关。
这个过程通过滑动窗口来完成：
操作系统内核为了维护这个滑动窗口, 需要开辟 发送缓冲区 来记录当前还有哪些数据没有应答; 只有确认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉
滑动窗口本质是发送缓冲区的一部分。
根据滑动窗口，缓冲区可以分为三部分：
滑动窗口是可以增大或缩小的（一般是四等分），取决于对方的接受能力。强相关。
比如对端收到了数据，但是用户层没有读，那么缓冲区承受量减小，那么客户端根据其报文里的16位窗口大得知它的承受力减小了，对应的客户端滑动窗口也会减小。反之也会扩大一次发送多个数据
- 如何理解滑动窗口大小
滑动的本质是数组指针++，所以窗口大小改变其实是：
1.start+=确认序号，也就是说左边界走（说明对方缓冲区不够了，此时发送端的数据一次传送量要减少）
2.end+=对方通告的窗口大小，也就是右边界走（说明对方的缓冲区足够）
向右滑动：确认前面的数据已经收到以后，向右滑动，是不可能向左滑的。
- 如果丢包怎么办
- 如果是ACK丢包了：
这种情况下, 部分ACK丢了并不要紧, 因为可以通过后续的ACK进行确认。
例如：1-4-7-10
万一中间的数据4-7丢包了，并且此时的接收到的序号只能收到截止到前面的数据1-3。就会进行到超时重传
万一中间的数据丢包了，但是此时的接受到的序号依然收到了1-3和7-10，说明此时对端已经收到了全部数据，只是回复的ack被
丢失了。此时也是默认数据传输完成的。
- 如果是数据包丢了：
快重传机制：
当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到 1001 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 "我想要的是 1001"一样。
如果发送端主机连续三次收到了同样一个 “1001” 这样的应答, 就会将对应的数据 1001 - 2000 重新发送。这个时候接收端收到了 1001 之后, 再次返回的ACK就是7001了(因为2001 - 7000)接收端其实之前就已经收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中。
但是由于中间有丢包，所以接收到（2001-7000）的数据的时候，返回的ACK一直都是"1001"的应答，直到收到了1001的数据包，才继续接着当前最高数据的应答发送（此时也就是7001）。
所以说，数据的传输主要是看对端究竟有没有实打实收到数据，如果没收到，就算后面的数据对端也收到了，那么丢失的数据的序号也是传不过来的，序号也是从它从最开始连续收到的最长的数据的序号。
流量控制策略
接收端处理数据的速度是有限的，如果发送端发的太快，导致接收端的缓冲区被打满，这个时候如果发送端继续发送，就会造成丢包，继而引起丢包重传等等一系列连锁反应。
因此TCP支持根据接收端的处理能力，来决定发送端的发送速度。这个机制就叫做流量控制(Flow Control)。
接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 “窗口大小” 字段, 通过ACK端通知发送端。
窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐量越高。
接收端一旦发现自己的缓冲区快满了, 就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端。发送端接受到这个窗口之后, 就会减慢自己的发送速度。如果接收端缓冲区满了，就会将窗口置为0。 这时发送方不再发送数据，但是需要定期发送一个窗口探测数据段，使接收端把窗口大小告诉发送端。
- 接收端如何把窗口大小告诉发送端呢?
TCP首部中, 有一个16位窗口字段, 就是存放了窗口大小信息;
如果过了超时重发的时间，还没有收到窗口更新的通知，client端会发送一个窗口探测的包。 一旦这个包丢失，会导致无法继续进行通信，所以client会时不时发送窗口探测包。
- 16位数字最大表示65535, 那么TCP窗口最大就是65535字节么?
实际上, TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M, 实际窗口大小是 窗口字段的值左移 M 位。
超时重传机制
主机A发送数据给B之后, 可能因为网络拥堵等原因, 数据无法到达主机B:
如果主机A在一个特定时间间隔内没有收到B发来的确认应答, 就会进行重发.
但是, 主机A未收到B发来的确认应答, 也可能是因为ACK丢失了:
因此主机B会收到很多重复数据，那么TCP协议需要能够识别出那些包是重复的包，并且把重复的丢弃掉。这时候我们可以利用32位序列号, 就可以很容易做到去重的效果。
- 那么, 超时的时间如何确定?
最理想的情况下, 找到一个最小的时间, 保证 “确认应答一定能在这个时间内返回”。但是这个时间的长短, 随着网络环境的不同, 是有差异的。如果超时时间设的太长, 会影响整体的重传效率。如果超时时间设的太短, 有可能会频繁发送重复的包。
TCP为了保证无论在任何环境下都能比较高性能的通信, 因此会动态计算这个最大超时时间：
Linux中(BSD Unix和Windows也是如此), 超时以500ms为一个单位进行控制, 每次判定超时重发的超时时间都是500ms的整数倍。
如果重发一次之后, 仍然得不到应答, 等待 2*500ms 后再进行重传。
如果仍然得不到应答, 等待 4*500ms 进行重传. 依次类推, 以指数形式递增.
累计到一定的重传次数, TCP认为网络或者对端主机出现异常, 强制关闭链接。
拥塞控制
虽然TCP有了滑动窗口, 能够高效可靠的发送大量的数据. 但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据, 仍然可能引发问题.
因为网络上有很多的计算机, 可能当前的网络状态就已经比较拥堵. 在不清楚当前网络状态下, 贸然发送大量的数据,是很有可能引起雪上加霜的.
TCP引入 慢启动 机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的网络拥堵状态, 再决定按照多大的速度传输数据
- 拥塞窗口
拥塞窗口 = min(拥塞窗口，对端窗口)
发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1;每次收到一个ACK应答, 拥塞窗口加1;
每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较, 取较小的值作为实际发送的窗口;
像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. “慢启动” 只是指初使时慢, 但是增长速度非常快
为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍.此处引入一个叫做慢启动的阈值。当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长
这里采用知乎 @奔跑的蜗牛 的图片：
- 当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值;
- 在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回1;
少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传; 大量的丢包, 我们就认为网络拥塞;当TCP通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升; 随着网络发生拥堵, 吞吐量会立刻下降;
拥塞控制, 归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方, 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案。
延迟应答
如果接收数据的主机立刻返回ACK应答, 这时候返回的窗口可能比较小
- 假设接收端缓冲区为1M. 一次收到了500K的数据; 如果立刻应答, 返回的窗口就是500K;
- 但实际上可能处理端处理的速度很快, 10ms之内就把500K数据从缓冲区消费掉了;
- 在这种情况下, 接收端处理还远没有达到自己的极限, 即使窗口再放大一些, 也能处理过来;
- 如果接收端稍微等一会再应答, 比如等待200ms再应答, 那么这个时候返回的窗口大小就是1M
一定要记得, 窗口越大, 网络吞吐量就越大, 传输效率就越高. 我们的目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效率。
那么所有的包都可以延迟应答么? 肯定也不是
- 数量限制: 每隔N个包就应答一次;
- 时间限制: 超过最大延迟时间就应答一次
具体的数量和超时时间, 依操作系统不同也有差异; 一般N取2, 超时时间取200ms
总结
可靠性：
- 校验和
- 序列号(按序到达)
- 确认应答
- 超时重发
- 连接管理
- 流量控制
- 拥塞控制
提高性能：
- 滑动窗口
- 快速重传
- 延迟应答
- 捎带应答
