TCP的重传机制、滑动窗口、流量控制、拥塞控制，这一篇就够了

对于TCP 的重传机制、滑动窗口、流量控制、拥塞控制这几个知识点，做了详细介绍，图解形式快速理解。

重传机制

TCP 实现可靠传输的方式之一，是通过序列号与确认应答。

在 TCP 中，当发送端的数据到达接收主机时，接收端主机会返回一个确认应答消息，表示已收到消息。

在错综复杂的网络，并不一定能如上图那么顺利正常的数据传输，万一数据在传输过程中丢失了呢？

所以 TCP 针对数据包丢失的情况，会使用重传机制解决。

接下来说说常见的重传机制：

• 超时重传
• 快速重传
• SACK
• D-SACK

超时重传

在发送数据时，设定一个定时器，当超过指定的而时间后，没有收到对方的 ACK 确认应答报文，就会重发该数据，也就是我们常说的超时重传。

TCP 会在以下两种情况发生超时重传：

• 数据包丢失
• 确认应答丢失

超时时间应该设置为多少呢

我们先来了解一下什么是 RTT（Round-Trip Time 往返时延），从下图我们就可以知道：

RTT 就是从网络一端传送到另一端所需的时间，也就是包的往返时间。

超时重传时间是以 RTO（Retransmission Timeout 超时重传时间）表示。

假设在重传的情况下，超时时间 RTO 较长或较短时，会发生什么事情呢？

上图中有两种超时时间不同的情况：

• 当超时时间 RTO 较大时，重发就慢，丢了老半天才重发，没有效率，性能差。
• 当超时时间 RTO 较小时，会导致可能并没有丢就重发，于是重发的就快，会增加网络拥塞，导致更多的超时，更多的超时导致更多的重发。

精确的测量超时时间 RTO 的值是非常重要的，这可让我们的重传机制更高效。

根据上述的两种情况，我们可以得知，超时重传时间 RTO 的值应该略大于报文往返 RTT 的值。

至此，可能大家觉得超时重传时间 RTO 的值计算，也不是很复杂嘛。

好像就是在发送端发包时记下 t0，然后接收端再把这个 ack 回来时再记一个 t1，于是 RTT=t1-t0，,没那么简单，这只是一个采样，不能代表普遍情况。

实际上报文往返 RTT 的值是经常变化的，因为我们的网络也是时常变化的。也就是因为报文往返 RTT 的值是经常波动变化的，所以超时重传时间 RTO 的值应该是一个动态变化的值。

我们来看看 Linux 是如何计算 RTO 的呢？

估计往返时间，通常需要采样以下两个：

• 需要 TCP 通过采样 RTT 的时间，然后进行加权平均，算出一个平滑 RTT 的值，而且这个值还是要不断变化的，因为网络状态不断变化。
• 除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，这样就表面如果 RTT 有一个大的波动的话，很难被发现的情况。

RFC6289 建议使用以下公式计算 RTO：

其中 SRTT 是计算平滑的 RTT，DevRTR 是计算平滑的 RTT 与最新 RTT 的差距。

在Linux下，α = 0.125，β = 0.25， μ = 1，∂ = 4。这是从大量实验中调出来的。

如果超时重发的数据，再次超时的时候，又需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。

也就是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置为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境茶，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？

于是就可以用快速重传机制来解决超时重发的时间等待。

快速重传

TCP 还有另外一种快速重传（Fast Retransmit）机制，它不以时间Wie驱动，而是以数据驱动重传。

快速重传机制，是如何工作的呢？其实很简单，一图胜千言。

在上图，发送方发出了1，2,3,4,5份数据：

• 第一份 Seq1 先送到了，于是就 Ack 回2；
• 结果 Seq2 因为某些原因没有收到，Seq3 到达了，于是还是 Ack 回2；
• 后面的 Seq4 和 Seq5 都到了，但还是 Ack 回 2，因为 Seq2 还是没收到；
• 发送端收到了三个 Ack = 2 的确认，知道了 Seq 还没有收到，就会在定时器过期之前，重传丢失的 Seq2;
• 最后，收到了 Seq2，此时因为 Seq3，Seq4，Seq5 都收到了，于是Ack 返回6。

所以，快速重传的工作方式是当收到三个相同的 ACK 报文时，会在定时器过期之前，重传丢失的报文段。

快速重传机制只解决了一个问题，就是超时时间的问题，但是它依然面临着另外一个问题，就是重传的时候，是重传之前的一个，还是重传所有的问题。

比如对于上面的例子，是重传 Srq2 呢？还是重传 Seq2、Seq3、Seq4、Seq5 呢？因为发送端并不清楚这连续的三个 Ack2 是谁传回来的。

根据 TCP 不同的实现，以上两种情况都是有可能的。可见，这是一把双刃剑。

为了解决不知道该重传哪些 TCP 报文，于是就有了 SACK 方法。

SACK 方法

还有一种实现重传机制的方式叫 SACK（Selective Acknowledgment 选择性确认）。

这种方式需要在 TCP 头部选项字段里加一个 SACK 的东西，它可以将缓存的地图发送给发送方，这样发送方就可以知道哪些数据收到了，哪些数据没收到，知道了这些信息，就可以只重传丢失的数据。

如下图，发送方收到了三次同样的ACK 确认报文，于是就会触发跨苏重发机制，通过 SACK 信息发现只有 200-299 这段数据丢失，则重发时，就只选择了这个 TCP 段进行重发。

如果要支持 SACK，必须双方都要支持。在 Linux 下，可以通过 net.ipv4.tcp_sack 参数打开这个功能（Linux 2.4 后默认打开）。

Duplicate SACK

Duplicate SACK 又称 D-SACK，其主要使用了 SACK 来告诉发送方有那些数据被重复接收了。

下面举两个例子，来说明 D-SACK 的作用。

例子一号：ACK 丢包

• 接收方发给发送方的两个 ACK 确认应答都丢失了，所以发送方超时后，重传第一个数据包（3000~3499）
• 于是接收方发现数据是重复收到的，于是回了一个 SACK = 3000_{3500，告诉发送方3000}3500 的数据早已被接收了，因为 ACK 都到了 4000 了，已经意味着 4000之前的所有数据都已收到，所以这个 SACK 就代表着 D-SACK。
• 这样发送方就知道了，数据没有丢，是接收方的 ACK 确认报文丢了。

例子二号：网络延时

• 数据包（1000~1499）被网络延迟了，导致发送方没有收到 Ack 1500 的确认报文。
• 而后面报文到达的三个相同的 ACK 确认报文，就触发了快速重传机制，但是在重传后，被延迟的数据包（1000~1499）又到了接收方。
• 所以接收方回了一个 SACK=1000~1500，因为 ACK 已经到了 3000，所以这个 SACK 是 D-SACk，表示收到了重复的包。
• 这样发送方就知道快速重传触发的原因不是发出去的包丢了，也不是因为回应的 ACK 包丢了，而是因为网络延迟了。

可见，D-SACK 有这么几个好处：

1. 可以让发送方知道，是发出去的包丢了，还是接收方回应的 ACK 包丢了
2. 可以知道是不是发送方的数据包被网络延迟了
3. 可以知道网络中中是不是吧发送方的数据包给复制了

滑动窗口

引入滑动窗口的原因

我们都知道 TCP 是每发送一个数据，都要进行一次确认应答。当上一个数据包收到了应答了，再发发送下一个。

这个模式就有点像我和你面对面聊天，你一句我一句。但这种方式的缺点是效率比较低的。

如果你说完一句话，我在处理其他事情，没有及时回复你，那你不是要干等着我做完其他事情后，我回复你，你才能说下一句话，这很显然不现实。

所以，这样的传输方式有一个缺点：数据包的往返时间越长，通信的效率就越低。

为解决这个问题，TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下，它也不会降低网络通信的效率。

那么有了窗口，就可以指定窗口大小，窗口带下就是指无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值。

窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间，发送方主机在等到确认应答返回之前，必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答，此时数据就可以从缓存区清除。

假设窗口大小为 3 个TCP 段，那么发送方就可以连续发送 3 个 TCP 段，并且中途若有 ACK 丢失，可以通过 下一个确认应答进行确认。如下图所示：

图中的 ACK 600 确认应答报文丢失，也没关系，因为可以通过下一个确认应答进行确认，只要发送方收到了 ACK 700确认应答，就意味着 700 之前的所有数据接收方都收到了。这个模式就叫累计确认或累计应答。

窗口大小由哪一方决定？

TCP 头里有一个字段叫 Window，也就是窗口大小。

这个字段是接收端告诉发送端子机还有多少缓冲区可以接受数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来。

所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。

发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小，否则接收方就无法正常接收到数据。

发送方的滑动窗口

我们先来看看发送方的窗口，下图就是发送方缓存的数据，根据处理的情况分成四个部分，其中深蓝色框是发送窗口，紫色方框是可用窗口。

• #1 是已发送并收到 ACK 确认的数据 ： 1~31 字节
• #2 是已发送但未收到 ACK 确认的数据 ： 32~45 字节
• #3 是未发送但总大小在接收方处理范围内（接收方还有空间）： 46~51 字节
• #4 是未发送但总大小超过接收方处理范围（接收方没有空间）： 52 字节以后

在下图，当发送方把数据全部都一下发送出去后，可用窗口的大小就为 0 了，表明可用窗口耗尽，在没收到 ACK 确认之前是无法继续发送数据了。

在下图，当收到之前发送的数据 32~36 字节的 ACK 确认应答后，如果发送窗口的大小没有变化，则滑动窗口往右边移动 5 个字节，因为有 5 个字节的数据被确认应答，接下来 52~56 字节又变成了可用窗口，那么后续也就可以发送 52~56 这 5 个字节的数据了

程序是如何表示发送方的四个部分的呢?

TCP 滑动窗口方案使用是哪个指针来跟踪在四个传输类别中的每一个类别中的字节。其中两个指针是绝对指针（指特定的序列号），一个是相对指针（需要做偏移）。

• SND.WND：表示发送窗口的大小（大小是由接收方指定的）
• SND.UNA ：是一个绝对指针，它指向的是已发送但未收到确认的第一个字节的序列号，也就是#2 的读一个字节
• SND.NXT：也是一个绝对指针，它指向未发送但可发送范围的第一个字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。
• 指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要 SND.UNA 指针加上 SND.WND 大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。

那么可用窗口大小的计算就可以是

可用窗口大小 = SND.WND - （SND.NXT - SND.UNA）

接收方的滑动窗口

接下来我们看看接收方的窗口，接收窗口相对简单一些，根据处理的情况划分为三个部分

• #1 + #2 是已成功接收并确认的数据（等待应用进程读取）
• #3 是未收到的数据但可以接收的数据
• #4 未收到数据并不可以接收的数据
  

其中三个接收部分，使用两个指针进行划分：

• RCV.WND ：表示接收窗口的大小，它会通告给发送方。
• RCV.NXT ： 是一个指针，它指向期望从发送方发送来的下一个数据字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。
• 指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要 RCV.NXT 指针加上 RCV.WND 大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。

接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗？

并不是完全相等，接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。

因为滑动窗口并不是一成不变的。比如，当接收方的应用进程读取数的速度非常快的话，这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小，是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传递过程是存在延时的，所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。

流量控制

发送方不能无脑的发送数据给接收方，要考虑接收方处理能力。

如果一直无脑的发数据给对方，但对方处理不过来，那么就会导致触发重发机制，从而导致网络流量的无端的浪费。

为了解决这种现象发生，TCP 提供一种机制可以让发送方根据接收方的实际接收能力控制发送的数据量，这就是所谓的流量控制。

假设以下场景：

• 客户端是接收方，服务端是发送方
• 假设假设窗口和发送窗口相同，都为 200
• 假设两个设备在整个传输过程中都操持相同的窗口大小，不受外界影响

根据上图的流量控制，说明下每个过程：

1. 客户端向服务端发送请求数据报文。这里要说明下，本次例子把服务端作为发送方，所以没有滑出服务端的接收窗口。
2. 服务端收到请求报文后，发送确认报文和 80 字节的数据，于是可用窗口 Usable 减少为 120 字节，同时，SND.NXT 指针也向右偏移 80 字节后，指向 321，这意味着下次发送数据的时候，序列号是 321。
3. 客户端收到 80 字节数据后，于是接收窗口往右移动 80 字节，RCV.NXT 也就指向 321，这意味着客户端期望下一个报文的序列号是 321，接着发送确认报文给服务端。
4. 服务端再次发送了 120 字节数，于是可用窗口耗尽为 0，服务端无法再继续发送数据。
5. 客户端收到 120 字节的数据后，于是接收窗口往右移动 120 字节，RCV.NXT 也就指向 441，接着发送确认报文给服务端。
6. 服务端收到对 80 字节数据的确认报文后，SND.UNA 指针往右偏移后指向 321，于是可用窗口 Usable 增大到 80。
7. 服务端收到对 120 字节数据的确认报文后，SND.UNA 指针往右偏移后指向 441，于是可用窗口 Usable 增大到 200。
8. 服务端可以继续发送了，于是发送了 160 字节的数据后，SND.NXT 指向 601，于是可用窗口 Usable 减少到 40。
9. 客户端收到 160 字节后，接受窗口往右移动了 160 字节，RCV.NXT 也就是指向了 601，接着发送确认报文给服务端。
10. 服务端收到对 160 字节数据的确认报文后，发送窗口往右移动了 160 字节，于是 SND.UNA 指针偏移了 160 后指向 601，可用窗口 Usable 也就增大至 200。

操作系统缓冲区与滑动窗口的关系

前面的流量控制例子，我们假定了发送窗口和接收窗口是不变的，但实际上，发送窗口和接收窗口中所存放的字节数，都是放在操作系统内存缓冲区中的，而操作系统的缓冲区，会被操作系统调整。

当应用进程没办法及时读取缓冲区的内容时，也会对我们缓冲区造成影响。

那操作系统的缓冲区，是如何影响发送窗口和接收窗口的呢？

我们先来看第一个例子。

当应用程序没有及时读取缓存时，发送窗口和接收窗口的变化。

考虑以下场景 ：

• 客户端作为发送方，服务端作为接收方，发送窗口和接收窗口初始大小为 360
• 服务端非常的繁忙，当收到客户端的数据时，应用层不能及时读取数据
  

根据上图的流量控制，说明下每个过程：

1. 客户端发送 140 字节数据后，可用窗口变为 220（360 - 140）。
2. 服务端收到 140 字节数据，但是服务端非常繁忙，应用进程只读取了 40 个字节，还有 100 字节占用着缓冲区，于是接收窗口收缩到了 260 （360 - 100），最后发送确认信息时，将窗口大小通告给客户端。
3. 客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 260。
4. 客户端发送 180 字节数据，此时可用窗口减少到 80。
5. 服务端收到 180 字节数据，但是应用程序没有读取任何数据，这 180 字节直接就留在了缓冲区，于是接收窗口收缩到了 80 （260 - 180），并在发送确认信息时，通过窗口大小给客户端。
6. 客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 80。
7. 客户端发送 80 字节数据后，可用窗口耗尽。
8. 服务端收到 80 字节数据，但是应用程序依然没有读取任何数据，这 80 字节留在了缓冲区，于是接收窗口收缩到了 0，并在发送确认信息时，通过窗口大小给客户端。
9. 客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 0。

可见最后窗口都收缩为 0 了，也就是发生了窗口关闭。当发送方可用窗口变为 0 时，发送方实际上会定时发送窗口探测报文，以便知道接收方的窗口是否发生了改变。

看看第二个例子

当服务端系统资源非常紧张的时候，操作系统可能会直接减少接收缓冲区大小，这时应用程序又无法及时读取缓存数据，那么这时候就有严重的事情发生了，会出现数据包丢失的现象。

说明下每个过程：

1. 客户端发送 140 字节的数据，于是可用窗口减少到了 220。
2. 服务端因为现在非常的繁忙，操作系统于是就把接收缓存减少了 120 字节，当收到 140 字节数据后，又因为应用程序没有读取任何数据，所以 140 字节留在了缓冲区中，于是接收窗口大小从 360 收缩成了 100，最后发送确认信息时，通告窗口大小给对方。
3. 此时客户端因为还没有收到服务端的通告窗口报文，所以不知道此时接收窗口收缩成了 100，客户端只会看自己的可用窗口还有 220，所以客户端就发送了 180 字节数据，于是可用窗口减少到 40。
4. 服务端收到了 180 字节数据时，发现数据大小超过了接收窗口的大小，于是就把数据包丢失了。
5. 客户端收到第 2 步时，服务端发送的确认报文和通告窗口报文，尝试减少发送窗口到 100，把窗口的右端向左收缩了 80，此时可用窗口的大小就会出现诡异的负值。

所以，如果发生了先减少缓存，再收缩窗口，就会出现丢包的现象。

为了防止这种情况发生，TCP 规定是不允许同时减少缓存又收缩窗口的，而是采用先收缩窗口，过段时间再减少缓存，这样就可以避免了丢包情况。

窗口关闭

在前面我们都看到了，TCP 通过让接收方指明希望从发送方接收的数据大小（窗口大小）来进行流量控 制。

如果窗口大小为 0 时，就会阻止发送方给接收方传递数据，直到窗口变为非 0 为止，这就是窗口关闭

拥塞控制

为什么要有拥塞控制呀，不是有流量控制了吗？

流量控制是避免发送方的数据填满了接收方的缓存，但是并不知道网络的过程中发生了什么。

一般来说，计算机网络都处在一个共享的环境。因此也有可能会因为其他主机之间的通信使得网络拥堵。

在网络出现拥堵时，如果继续发送大量数据包，可能会导致数据包延时、丢失等，这时 TCP 就会重传数据，但是一重传就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，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大。

所以。TCP 不能忽略网络上发生的事，它被设计成一个无私的协议，当网络发送拥塞时，TCP 会自我牺牲，降低发送的数据量。

于是，就有了拥塞控制，控制的目的就是避免发送方的数据填满了整个网络。

为了在发送方调节所要发送数据的量，定义了一个叫做拥塞窗口的概念。

什么是拥塞窗口？和发送窗口有什么关系呢？

拥塞窗口 cwnd 是发送方维护的一个状态变量，它会根据网络的拥塞程度动态变化的。

我们在前面提到过的发送窗口 swnd 和接收窗口 rwnd 是约等于的关系，那么加入了拥塞窗口的概念后，此时的发送窗口的值是 swnd = min(cwnd,rwnd)，也就是拥塞窗口和接收窗口中的最小值。

拥塞窗口 cwnd 变化的规则：

• 只要网络中没有出现拥塞，cwnd 就会增大
• 但是网络中出现了拥塞，cwnd 就减少

那么怎么知道当前网络是否出现了拥塞呢？

其实只要「发送方」没有在规定时间内接收到 ACK 应答报文，也就是发生了超时重传，就会认为网络出现了用拥塞。

拥塞控制有哪些控制算法

拥塞控制主要是四个算法：

• 慢启动
• 拥塞避免
• 拥塞发生
• 快速恢复

慢启动

TCP 在刚建立连接完成后，首先是有个慢启动的过程，这个慢启动的意思就是一点一点的提高发送数据包的数量，如果一上来就发大量的数据，这不是给网络添堵吗？

慢启动的算法记住一个规则就行 ：当发送方每收到一个 ACK，拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1。

这里假定拥塞窗口 cwnd 和发送窗口 swnd 相等，下面举个例子：

• 连接建立完成后，一开始初始化 cwnd = 1 ，表示可以传一个 MSS 大小的数据。
• 当收到一个 ACK 确认应答后，cwnd 增加 1，于是一次能够发送 2 个
• 当收到 2 个的 ACK 确认应答后， cwnd 增加 2，于是就可以比之前多发2 个，所以这一次能够发送 4 个
• 当这 4 个的 ACK 确认到来的时候，每个确认 cwnd 增加 1， 4 个确认 cwnd 增加 4，于是就可以比之前多发 4 个，所以这一次能够发送 8 个。

可以看出慢启动算法，发送的个数是指数性的增长。

那慢启动涨到什么时候是个头呢？

有一个叫慢启动门限 ssthresh（slow start threshold）状态变量。

• 当 swnd < ssthresh 时，使用慢启动算法。
• 当 swnd >= ssthresh 时，就会使用拥塞避免算法。

拥塞避免算法

前面说道，当拥塞窗口 cwnd 「超过」慢启动门限 ssthresh 就会进入拥塞避免算法。

一般来说 ssthresh 的大小是 65535 字节。

那么进入拥塞避免算法后，它的规则是：每当收到一个 ACK 时，cwnd 增加 1/cwnd。

• 接上前面的慢启动的例子，现假定 ssthresh 为 8：当 8 个 ACK 应答确认到来时，每个确认增加 1/8，8 个 ACK 确认 cwnd 一共增加 1，于是这一次能够发送 9 个 MSS 大小的数据，变成了线性增长。

所以，我们可以发现，拥塞避免算法就是将原本慢启动算法的指数增长变成了线性增长，还是增长阶段，但是增长速度缓慢了一些。

就这么一直增长着后，网络就会慢慢进入了拥塞的状况了，于是就会出现丢包现象，这时就需要对丢失的数据包进行重传。

当触发了重传机制，也就进入了拥塞发生算法。

拥塞发生

当网络出现拥塞，也就是会发生数据包重传，重传机制主要有两种：

• 超时重传
• 快速重传

这两种使用的拥塞发送算法是不同的，接下来分别来说说

发生超时重传的拥塞发生算法

当发生了超时重传，就会使用拥塞发生算法。

这个时候，ssthresh 和 cwnd 的值会发生变化

• ssthresh 设为 cwnd/2
• cwnd 重置为 1

接着，就重新开始慢启动，慢启动是会突然减少数据流的。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，反应也很强烈，会造成网络卡顿。

发生快速重传的拥塞发生算法

还有更好的方式，前面我们讲过快速重传算法。当接收方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地进行重传，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，则 ssthresh 和 cwnd 变化如下：

• cwnd = cwnd/2，也就是设置为原来的一半
• ssthresh = cwnd
• 进入快速恢复算法

快速恢复

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，你还能收到 3 个重复 ACK 说明网络也 不那么糟糕，所以没有必要像 RTO 超时那么强烈。

正如前面所说，进入快速恢复之前， cwnd 和 ssthresh 已被更新了：

• cwnd = cwnd/2，也就是设置为原来的一半
• ssthresh = cwnd

然后，进入快速恢复算法如下：

• 拥塞窗口 cwnd = ssthresh + 3（3的意思是确认有3个数据包被收到了）
• 重传丢失的数据包
• 如果再收到重复的 ACK，那么 cwnd 增加 1
• 如果收到新数据的 ACK 后，把 cwnd 设置为第一步中的 ssthresh 的值，原因是该 ACK 确认了新的数据，说明从 duplicated ACK 时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。

也就是没有像超时重传一夜回到解放前，而是还在比较高的值，后续呈线性增长。

拥塞算法示意图

以上就是拥塞控制的全部内容了，看完后，你再来看看下面这张图片，每个过程我相信你都能明白：

TCP 三次握手异常情况

TCP 第一次握手 SYN 丢包

当客户端发起的 TCP 第一次握手 SYN 包，在超时时间内没收到服务端的 ACK，就会在超时重传 SYN 数据包，每次超时重传的 RTO 是翻倍上涨的，直到 SYN 包的重传次数到达 tcp_syn_retries 值后，客户端不再发送 SYN 包。

TCP 第二次握手 SYN、ACK 丢包

所以，我们可以发现，当第二次握手的 SYN、ACK 丢包时，客户端会超时重发 SYN 包，服务端也会超时重传 SYN、ACK 包。

客户端 SYN 包超时重传的最大次数，是由 tcp_syn_retries 决定的，默认值是 5 次；服务端 SYN、 ACK 包时重传的最大次数，是由 tcp_synack_retries 决定的，默认值是 5 次。

TCP 第三次握手 ACK 丢包

在建立 TCP 连接时，如果第三次握手的 ACK，服务端无法收到，则服务端就会短暂处于 SYN_RECV 状态，而客户端会处于 ESTABLISHED 状态。

由于服务端一直收不到 TCP 第三次握手的 ACK，则会一直重传 SYN、ACK 包，直到重传次数超过 tcp_synack_retries 值（默认值 5 次）后，服务端就会断开 TCP 连接。

而客户端则会有两种情况：

• 如果客户端没发送数据包，一直处于 ESTABLISHED 状态，然后经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接，于是客户端连接就会断开连接。
• 如果客户端发送了数据包，一直没有收到服务端对该数据包的确认报文，则会一直重传该数据包，直到重传次数超过 tcp_retries2 值（默认值 15 次）后，客户端就会断开 TCP 连接。