标签：设计 recovery 滑动窗口 tcp协议 接收 维护 状态机 必须 指定
UDP（User Datagram Protocol）：
基于Intenet IP协议（复用/分用、简单的错误校验）
尽可能的服务（可能丢失、乱序到达）
无连接（不需要握手、每个UDP段独立于其他）
常用于流媒体应用（容忍丢失、速率敏感）
UDP用于DNS、SNMP
UDP上实现可靠数据传输：
在应用层增加可靠性机制
应用特定的错误恢复机制
UDP为什么存在？
1.无需建立连接（减少延迟）
2.实现简单（无需维护连接状态）
3.头部开销少
4.没有拥塞控制（应用可更好的控制发送时间和速率）
滑动窗口（silding window）协议实现机制：
从传输数据来讲，TCP/UDP以及其他协议都可以完成数据的传输，从一端传输到另外一端，TCP比较出众的一点就是提供一个可靠的，流控的数据传输，所以实现起来要比其他协议复杂的多：
1. Reliability ，提供TCP的可靠性，TCP的传输要保证数据能够准确到达目的地，如果不能，需要能检测出来并且重新发送数据。
2. Data Flow Control，提供TCP的流控特性，管理发送数据的速率，不要超过设备的承载能力。
为了能够实现以上2点，TCP实现了很多细节的功能来保证数据传输，比如说 滑动窗口适应系统，超时重传机制，累计ACK等。
对于TCP会话的发送方，任何时候在其发送缓存内的数据都可以分为4类，“已经发送并得到对端ACK的”，
“已经发送但还未收到对端ACK的”，
“未发送但对端允许发送的”，
“未发送且对端不允许发送”。
“已经发送但还未收到对端ACK的”和“未发送但对端允许发送的”这两部分数据称之为发送窗口（中间两部分）。
对于TCP的接收方，在某一时刻在它的接收缓存内存在3种。“已接收”，“未接收准备接收”，“未接收并未准备接收”（由于ACK直接由TCP协议栈回复，默认无应用延迟，不存在“已接收未回复ACK”）。
其中“未接收准备接收”称之为接收窗口。
收到ACK=36时，窗口滑动。
最基本的传输可靠性来源于“确认重传”机制。
TCP的滑动窗口的可靠性也是建立在“确认重传”基础上的。
发送窗口只有收到对端对于本段发送窗口内字节的ACK确认，才会移动发送窗口的左边界。
接收窗口只有在前面所有的段都确认的情况下才会移动左边界。当在前面还有字节未接收但收到后面字节的情况下，窗口不会移动，并不对后续字节确认。以此确保对端会对这些数据重传。
TCP的滑动窗口是动态变化的，随时通过本端TCP剩余的接收窗口大小控制来对对端的发送窗口(滑动窗口)流量进行限制。
TCP连接建立与关闭：
TCP概述：
点对点：一个发送方，一个接收方
可靠地、按序的字节流
流水线机制：TCP拥塞控制和流量控制机制设置窗口大小
发送方/接收方缓存
全双工
面向连接：通信双方在发送数据之前必须建立连接、连接状态只在连接两端维护，沿途结点不维护、连接状态包括两台主机上缓存，连接状态变量，scoket等。
流量控制机制
三次握手和四次挥手
SYN：同步标志
同步序列编号(Synchronize Sequence Numbers)栏有效。该标志仅在三次握手建立TCP连接时有效。它提示TCP连接的服务端检查序列编号，该序列编号为TCP连接初始端(一般是客户端)的初始序列编号。在这里，可以把TCP序列编号看作是一个范围从0到4，294，967，295的32位计数器。通过TCP连接交换的数据中每一个字节都经过序列编号。在TCP报头中的序列编号栏包括了TCP分段中第一个字节的序列编号。
ACK：确认标志
确认编号(Acknowledgement Number)栏有效。大多数情况下该标志位是置位的。TCP报头内的确认编号栏内包含的确认编号(w+1，Figure-1)为下一个预期的序列编号，同时提示远端系统已经成功接收所有数据。
FIN：结束标志
带有该标志置位的数据包用来结束一个TCP回话，但对应端口仍处于开放状态，准备接收后续数据
对于建链接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的双方要互相通知对方自己的初始化的Sequence Number（缩写为ISN：Inital Sequence Number）——所以叫SYN，全称Synchronize Sequence Numbers。也就上图中的 x 和 y。这个号要作为以后的数据通信的序号，以保证应用层接收到的数据不会因为网络上的传输的问题而乱序（TCP会用这个序号来拼接数据）。
对于4次挥手，其实你仔细看是2次，因为TCP是全双工的，所以，发送方和接收方都需要Fin和Ack。只不过，有一方是被动的，所以看上去就成了所谓的4次挥手。如果两边同时断连接，那就会就进入到CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态。下图是双方同时断连接的示意图（同样可以对照着TCP状态机看）：
TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。
注意，接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包，比如，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了。
一种是不回ack，死等3，当发送方发现收不到3的ack超时后，会重传3。一旦接收方收到3后，会ack 回 4——意味着3和4都收到了。
但是，这种方式会有比较严重的问题，那就是因为要死等3，所以会导致4和5即便已经收到了，而发送方也完全不知道发生了什么事，因为没有收到Ack，所以，发送方可能会悲观地认为也丢了，所以有可能也会导致4和5的重传。
对此有两种选择：
这两种方式有好也有不好。第一种会节省带宽，但是慢，第二种会快一点，但是会浪费带宽，也可能会有无用功。但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长（在下篇会说TCP是怎么动态地计算出timeout的）
于是，TCP引入了一种叫Fast Retransmit 的算法，不以时间驱动，而以数据驱动重传。也就是说，如果，包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传。Fast Retransmit的好处是不用等timeout了再重传。
比如：如果发送方发出了1，2，3，4，5份数据，第一份先到送了，于是就ack回2，结果2因为某些原因没收到，3到达了，于是还是ack回2，后面的4和5都到了，但是还是ack回2，因为2还是没有收到，于是发送端收到了三个ack=2的确认，知道了2还没有到，于是就马上重转2。然后，接收端收到了2，此时因为3，4，5都收到了，于是ack回6。示意图如下：
Fast Retransmit只解决了一个问题，就是timeout的问题，它依然面临一个艰难的选择，就是，是重传之前的一个还是重传所有的问题。对于上面的示例来说，是重传#2呢还是重传#2，#3，#4，#5呢？因为发送端并不清楚这连续的3个ack(2)是谁传回来的？也许发送端发了20份数据，是#6，#10，#20传来的呢。这样，发送端很有可能要重传从2到20的这堆数据（这就是某些TCP的实际的实现）。可见，这是一把双刃剑。
拥塞控制：
TCP通过Sliding Window来做流控（Flow Control），但是TCP觉得这还不够，因为Sliding Window需要依赖于连接的发送端和接收端，其并不知道网络中间发生了什么。TCP的设计者觉得，一个伟大而牛逼的协议仅仅做到流控并不够，因为流控只是网络模型4层以上的事，TCP的还应该更聪明地知道整个网络上的事。
具体一点，我们知道TCP通过一个timer采样了RTT并计算RTO，但是，如果网络上的延时突然增加，那么，TCP对这个事做出的应对只有重传数据，但是，重传会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，于是，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大。试想一下，如果一个网络内有成千上万的TCP连接都这么行事，那么马上就会形成“网络风暴”，TCP这个协议就会拖垮整个网络。这是一个灾难。
所以，TCP不能忽略网络上发生的事情，而无脑地一个劲地重发数据，对网络造成更大的伤害。对此TCP的设计理念是：TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲。就像交通阻塞一样，每个车都应该把路让出来，而不要再去抢路了。
拥塞控制主要是四个算法：1）慢启动，2）拥塞避免，3）拥塞发生，4）快速恢复。这四个算法不是一天都搞出来的，这个四算法的发展经历了很多时间，到今天都还在优化中。
首先，我们来看一下TCP的慢热启动。慢启动的意思是，刚刚加入网络的连接，一点一点地提速，不要一上来就像那些特权车一样霸道地把路占满。新同学上高速还是要慢一点，不要把已经在高速上的秩序给搞乱了。
慢启动的算法如下(cwnd全称Congestion Window)：
1）连接建好的开始先初始化cwnd = 1，表明可以传一个MSS大小的数据。
2）每当收到一个ACK，cwnd++; 呈线性上升
3）每当过了一个RTT，cwnd = cwnd*2; 呈指数让升
4）还有一个ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入“拥塞避免算法”（后面会说这个算法）
所以，我们可以看到，如果网速很快的话，ACK也会返回得快，RTT也会短，那么，这个慢启动就一点也不慢。
前面说过，还有一个ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入“拥塞避免算法”。一般来说ssthresh的值是65535，单位是字节，当cwnd达到这个值时后，算法如下：
1）收到一个ACK时，cwnd = cwnd + 1/cwnd
2）当每过一个RTT时，cwnd = cwnd + 1
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。很明显，是一个线性上升的算法。
前面说过，还有一个ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入“拥塞避免算法”。一般来说ssthresh的值是65535，单位是字节，当cwnd达到这个值时后，算法如下：
1）收到一个ACK时，cwnd = cwnd + 1/cwnd
2）当每过一个RTT时，cwnd = cwnd + 1
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。很明显，是一个线性上升的算法。
前面我们说过，当丢包的时候，会有两种情况：
1）等到RTO超时，重传数据包。TCP认为这种情况太糟糕，反应也很强烈。
2）Fast Retransmit算法，也就是在收到3个duplicate ACK时就开启重传，而不用等到RTO超时。
上面我们可以看到RTO超时后，sshthresh会变成cwnd的一半，这意味着，如果cwnd<=sshthresh时出现的丢包，那么TCP的sshthresh就会减了一半，然后等cwnd又很快地以指数级增涨爬到这个地方时，就会成慢慢的线性增涨。我们可以看到，TCP是怎么通过这种强烈地震荡快速而小心得找到网站流量的平衡点的。
TCP Reno
这个算法定义在RFC5681。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复算法是认为，你还有3个Duplicated Acks说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像RTO超时那么强烈。 注意，正如前面所说，进入Fast Recovery之前，cwnd 和 sshthresh已被更新：
然后，真正的Fast Recovery算法如下：
如果你仔细思考一下上面的这个算法，你就会知道，上面这个算法也有问题，那就是——它依赖于3个重复的Acks。注意，3个重复的Acks并不代表只丢了一个数据包，很有可能是丢了好多包。但这个算法只会重传一个，而剩下的那些包只能等到RTO超时，于是，进入了恶梦模式——超时一个窗口就减半一下，多个超时会超成TCP的传输速度呈级数下降，而且也不会触发Fast Recovery算法了。
通常来说，正如我们前面所说的，SACK或D-SACK的方法可以让Fast Recovery或Sender在做决定时更聪明一些，但是并不是所有的TCP的实现都支持SACK（SACK需要两端都支持），所以，需要一个没有SACK的解决方案。而通过SACK进行拥塞控制的算法是FACK（后面会讲）
TCP New Reno
于是，1995年，TCP New Reno（参见 RFC 6582 ）算法提出来，主要就是在没有SACK的支持下改进Fast Recovery算法的——
我们可以看到，这个“Fast Recovery的变更”是一个非常激进的玩法，他同时延长了Fast Retransmit和Fast Recovery的过程。
标签：设计 recovery 滑动窗口 tcp协议 接收 维护 状态机 必须 指定
原文地址：https://www.cnblogs.com/Azog/p/9906114.html
