Question

咱们工作中经常就有这样的场景，比如你交代给下属一个事情以后，下属到底能不能做到，做到什么程度，什么时候能够交付，往往就会有应答，有回复。这样，处理事情的过程中，一旦有异常，你也可以尽快知道，而不是交代完之后就石沉大海，过了一个月再问，他说，啊我不记得了。

对应到网络协议上，就是客户端每发送的一个包，服务器端都应该有个回复，如果服务器端超过一定的时间没有回复，客户端就会重新发送这个包，直到有回复。

这个发送应答的过程是什么样呢？可以是上一个收到了应答，再发送下一个。这种模式有点像两个人直接打电话，你一句，我一句。但是这种方式的缺点是效率比较低。如果一方在电话那头处理的时间比较长，这一头就要干等着，双方都没办法干其他事情。咱们在日常工作中也不是这样的，不能你交代你的下属办一件事情，就一直打着电话看着他做，而是应该他按照你的安排，先将事情记录下来，办完一件回复一件。在他办事情的过程中，你还可以同时交代新的事情，这样双方就并行了。

如果使⽤这种模式，其实需要你和你的下属就不能靠脑⼦了，⽽是要都准备⼀个本⼦，你每交代下属⼀个事情，双方的本子都要记录⼀下。

当你的下属做完⼀件事情，就回复你，做完了，你就在你的本⼦上将这个事情划去。同时你的本⼦上每件事情都有时限，如果超过了时限下属还没有回复，你就要主动重新交代⼀下：上次那件事情，你还没回复我，咋样啦？

既然多件事情可以一起处理，那就需要给每个事情编个号，防止弄错了。例如，程序员平时看任务的时候，都会看 JIRA 的 ID，而不是每次都要描述一下具体的事情。在大部分情况下，对于事情的处理是按照顺序来的，先来的先处理，这就给应答和汇报工作带来了方便。等开周会的时候，每个程序员都可以将 JIRA ID 的列表拉出来，说以上的都做完了，⽽不⽤⼀个个说。

一. 如何实现一个靠谱的协议？

TCP 协议使用的也是同样的模式。为了保证顺序性，每一个包都有一个 ID。在建立连接的时候，会商定起始的 ID 是什么，然后按照 ID 一个个发送。为了保证不丢包，对于发送的包都要进行应答，但是这个应答也不是一个一个来的，而是会应答某个之前的 ID，表示都收到了，这种模式称为累计确认或者累计应答（cumulative acknowledgment）。

为了记录所有发送的包和接收的包，TCP 也需要发送端和接收端分别都有缓存来保存这些记录。发送端的缓存里是按照包的 ID 一个个排列，根据处理的情况分成四个部分。

• 第一部分：发送了并且已经确认的。这部分就是你交代下属的，并且也做完了的，应该划掉的。

• 第二部分：发送了并且尚未确认的。这部分是你交代下属的，但是还没做完的，需要等待做完的回复之后，才能划掉。

• 第三部分：没有发送，但是已经等待发送的。这部分是你还没有交代给下属，但是马上就要交代的。

• 第四部分：没有发送，并且暂时还不会发送的。这部分是你还没有交代给下属，而且暂时还不会交代给下属的。

这里面为什么要区分第三部分和第四部分呢？没交代的，一下子全交代了不就完了吗？

这就是我们上一节提到的十个词口诀里的“流量控制，把握分寸”。作为项目管理人员，你应该根据以往的工作情况和这个员工反馈的能力、抗压力等，先在心中估测一下，这个人一天能做多少工作。如果工作布置少了，就会不饱和；如果工作布置多了，他就会做不完；如果你使劲逼迫，人家可能就要辞职了。

到底一个员工能够同时处理多少事情呢？在 TCP 里，接收端会给发送端报一个窗口的大小，叫 Advertised window。这个窗口的大小应该等于上面的第二部分加上第三部分，就是已经交代了没做完的加上马上要交代的。超过这个窗口的，接收端做不过来，就不能发送了。

于是，发送端需要保持下面的数据结构。

• LastByteAcked：第一部分和第二部分的分界线
• LastByteSent：第二部分和第三部分的分界线
• LastByteAcked + AdvertisedWindow：第三部分和第四部分的分界线

对于接收端来讲，它的缓存里记录的内容要简单一些。

• 第一部分：接受并且确认过的。也就是我领导交代给我，并且我做完的。

• 第二部分：还没接收，但是马上就能接收的。也即是我自己的能够接受的最大工作量。

• 第三部分：还没接收，也没法接收的。也即超过工作量的部分，实在做不完。

对应的数据结构就像这样。

• MaxRcvBuffer：最大缓存的量；
• LastByteRead 之后是已经接收了，但是还没被应用层读取的；
• NextByteExpected 是第一部分和第二部分的分界线。

第二部分的窗口有多大呢？

NextByteExpected 和 LastByteRead 的差其实是还没被应用层读取的部分占用掉的 MaxRcvBuffer 的量，我们定义为 A。

AdvertisedWindow 其实是 MaxRcvBuffer 减去 A。

也就是：AdvertisedWindow=MaxRcvBuffer-((NextByteExpected-1)-LastByteRead)。

那第二部分和第三部分的分界线在哪里呢？NextByteExpected 加 AdvertisedWindow 就是第二部分和第三部分的分界线，其实也就是 LastByteRead 加上 MaxRcvBuffer。

其中第二部分里面，由于受到的包可能不是顺序的，会出现空挡，只有和第一部分连续的，可以马上进行回复，中间空着的部分需要等待，哪怕后面的已经来了。

二. 顺序问题与丢包问题

接下来我们结合一个例子来看。还是刚才的图：

发送端：

接收端：

在发送端来看，1、2、3 已经发送并确认；4、5、6、7、8、9 都是发送了还没确认；10、11、12 是还没发出的；13、14、15 是接收方没有空间，不准备发的。

在接收端来看，1、2、3、4、5 是已经完成 ACK，但是没读取的；6、7 是等待接收的；8、9 是已经接收，但是没有 ACK 的。

发送端和接收端当前的状态如下：

• 1、2、3 没有问题，双方达成了一致。
• 4、5 接收方说 ACK 了，但是发送方还没收到，有可能丢了，有可能在路上。
• 6、7、8、9 肯定都发了，但是 8、9 已经到了，但是 6、7 没到，出现了乱序，缓存着但是没办法 ACK。

根据这个例子，我们可以知道，顺序问题和丢包问题都有可能发生，所以我们先来看确认与重发的机制。

2.1 确认与重发机制

假设 4 的确认到了，不幸的是，5 的 ACK 丢了，6、7 的数据包丢了，这该怎么办呢？

2.1.1 超时重试

一种方法就是超时重试，也即对每一个发送了，但是没有 ACK 的包，都有设一个定时器，超过了一定的时间，就重新尝试。但是这个超时的时间如何评估呢？这个时间不宜过短，时间必须大于往返时间 RTT，否则会引起不必要的重传。也不宜过长，这样超时时间变长，访问就变慢了。

估计往返时间，需要 TCP 通过采样 RTT 的时间，然后进行加权平均，算出一个值，而且这个值还是要不断变化的，因为网络状况不断的变化。除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，计算出一个估计的超时时间。由于重传时间是不断变化的，我们称为自适应重传算法（Adaptive Retransmission Algorithm）。

如果过一段时间，5、6、7 都超时了，就会重新发送。接收方发现 5 原来接收过，于是丢弃 5；6 收到了，发送 ACK，要求下一个是 7，7 不幸又丢了。当 7 再次超时的时候，有需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。

超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢？

2.1.2 SACK

有一个可以快速重传的机制，当接收方收到一个序号大于下一个所期望的报文段时，就检测到了数据流中的一个间格，于是发送三个冗余的 ACK，客户端收到后，就在定时器过期之前，重传丢失的报文段。

例如，接收方发现 6、8、9 都已经接收了，就是 7 没来，那肯定是丢了，于是发送三个 6 的 ACK，要求下一个是 7。客户端收到 3 个，就会发现 7 的确又丢了，不等超时，马上重发。

还有一种方式称为 Selective Acknowledgment （SACK）。这种方式需要在 TCP 头里加一个 SACK 的东西，可以将缓存的地图发送给发送方。例如可以发送 ACK6、SACK8、SACK9，有了地图，发送方一下子就能看出来是 7 丢了。

三. 流量控制问题

我们再来看流量控制机制，在对于包的确认中，同时会携带一个窗口的大小。

我们先假设窗口不变的情况，窗口始终为 9。4 的确认来的时候，会右移一个，这个时候第 13 个包也可以发送了。

4号包被确认之前：

4号包被确认之后：

这个时候，假设发送端发送过猛，会将第三部分的 10、11、12、13 全部发送完毕，之后就停止发送了，未发送可发送部分为 0。

如果接收方实在处理的太慢，导致缓存中没有空间了，可以通过确认信息修改窗口的大小，甚至可以设置为 0，则发送方将暂时停止发送。

我们假设一个极端情况，接收端的应用一直不读取缓存中的数据，当数据包 6 确认后，窗口大小就不能再是 9 了，就要缩小一个变为 8。

这个新的窗口 8 通过 6 的确认消息到达发送端的时候，你会发现窗口没有平行右移，而是仅仅左面的边右移了，窗口的大小从 9 改成了 8。

如果接收端还是一直不处理数据，则随着确认的包越来越多，窗口越来越小，直到为 0。

当这个窗口通过包 14 的确认到达发送端的时候，发送端的窗口也调整为 0，停止发送。

如果这样的话，发送方会定时发送窗口探测数据包，看是否有机会调整窗口的大小。当接收方比较慢的时候，要防止低能窗口综合征，别空出一个字节来就赶快告诉发送方，然后马上又填满了，可以当窗口太小的时候，不更新窗口，直到达到一定大小，或者缓冲区一半为空，才更新窗口。

这就是我们常说的流量控制。

四. 拥塞机制

最后，我们看一下拥塞控制的问题，也是通过窗口的大小来控制的，前面的滑动窗口 rwnd 是怕发送方把接收方缓存塞满，而拥塞窗口 cwnd，是怕把网络塞满。

这里有一个公式 LastByteSent - LastByteAcked <= min {cwnd, rwnd} ，是拥塞窗口和滑动窗口共同控制发送的速度。

那发送方怎么判断网络是不是满呢？这其实是个挺难的事情，因为对于 TCP 协议来讲，他压根不知道整个网络路径都会经历什么，对他来讲就是一个黑盒。TCP 发送包常被比喻为往一个水管里面灌水，而 TCP 的拥塞控制就是在不堵塞，不丢包的情况下，尽量发挥带宽。

水管有粗细，网络有带宽，也即每秒钟能够发送多少数据；水管有长度，端到端有时延。在理想状态下，水管里面水的量 = 水管粗细 x 水管长度。对于到网络上，通道的容量 = 带宽 × 往返延迟。

如果我们设置发送窗口，使得发送但未确认的包为为通道的容量，就能够撑满整个管道。

如图所示，假设往返时间为 8s，去 4s，回 4s，每秒发送一个包，每个包 1024byte。已经过去了 8s，则 8 个包都发出去了，其中前 4 个包已经到达接收端，但是 ACK 还没有返回，不能算发送成功。5-8 后四个包还在路上，还没被接收。这个时候，整个管道正好撑满，在发送端，已发送未确认的为 8 个包，正好等于带宽，也即每秒发送 1 个包，乘以来回时间 8s。

如果我们在这个基础上再调大窗口，使得单位时间内更多的包可以发送，会出现什么现象呢？

我们来想，原来发送一个包，从一端到达另一端，假设一共经过四个设备，每个设备处理一个包时间耗费 1s，所以到达另一端需要耗费 4s，如果发送的更加快速，则单位时间内，会有更多的包到达这些中间设备，这些设备还是只能每秒处理一个包的话，多出来的包就会被丢弃，这是我们不想看到的。

这个时候，我们可以想其他的办法，例如这个四个设备本来每秒处理一个包，但是我们在这些设备上加缓存，处理不过来的在队列里面排着，这样包就不会丢失，但是缺点是会增加时延，这个缓存的包，4s 肯定到达不了接收端了，如果时延达到一定程度，就会超时重传，也是我们不想看到的。

于是 TCP 的拥塞控制主要来避免两种现象，包丢失和超时重传。一旦出现了这些现象就说明，发送速度太快了，要慢一点。但是一开始我怎么知道速度多快呢，我怎么知道应该把窗口调整到多大呢？

如果我们通过漏斗往瓶子里灌水，我们就知道，不能一桶水一下子倒进去，肯定会溅出来，要一开始慢慢的倒，然后发现总能够倒进去，就可以越倒越快。这叫作慢启动。

一条 TCP 连接开始，cwnd 设置为一个报文段，一次只能发送一个；当收到这一个确认的时候，cwnd 加一，于是一次能够发送两个；当这两个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加一，两个确认 cwnd 加二，于是一次能够发送四个；当这四个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加一，四个确认 cwnd 加四，于是一次能够发送八个。可以看出这是指数性的增长。

涨到什么时候是个头呢？有一个值 ssthresh 为 65535 个字节，当超过这个值的时候，就要小心一点了，不能倒这么快了，可能快满了，再慢下来。

每收到一个确认后，cwnd 增加 1/cwnd，我们接着上面的过程来，一次发送八个，当八个确认到来的时候，每个确认增加 1/8，八个确认一共 cwnd 增加 1，于是一次能够发送九个，变成了线性增长。

但是线性增长还是增长，还是越来越多，直到有一天，水满则溢，出现了拥塞，这时候一般就会一下子降低倒水的速度，等待溢出的水慢慢渗下去。

拥塞的一种表现形式是丢包，需要超时重传，这个时候，将 sshresh 设为 cwnd/2，将 cwnd 设为 1，重新开始慢启动。这真是一旦超时重传，马上回到解放前。但是这种方式太激进了，将一个高速的传输速度一下子停了下来，会造成网络卡顿。

前面我们讲过快速重传算法。当接收端发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的 ACK，于是发送端就会快速的重传，不必等待超时再重传。TCP 认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分，cwnd 减半为 cwnd/2，然后 sshthresh = cwnd，当三个包返回的时候，cwnd = sshthresh + 3，也就是没有一夜回到解放前，而是还在比较高的值，呈线性增长。

就像前面说的一样，正是这种知进退，使得时延很重要的情况下，反而降低了速度。但是如果你仔细想一下，TCP 的拥塞控制主要来避免的两个现象都是有问题的。

第一个问题是丢包并不代表着通道满了，也可能是管子本来就漏水。例如公网上带宽不满也会丢包，这个时候就认为拥塞了，退缩了，其实是不对的。

第二个问题是 TCP 的拥塞控制要等到将中间设备都填充满了，才发生丢包，从而降低速度，这时候已经晚了。其实 TCP 只要填满管道就可以了，不应该接着填，直到连缓存也填满。

为了优化这两个问题，后来有了 TCP BBR 拥塞算法。它企图找到一个平衡点，就是通过不断的加快发送速度，将管道填满，但是不要填满中间设备的缓存，因为这样时延会增加，在这个平衡点可以很好的达到高带宽和低时延的平衡。