TCP协议灵魂之问(2-2)
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来源:掘金
原题:(建议收藏)TCP协议灵魂之问,巩固你的网路底层基础
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007
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能不能说说TCP报文中时间戳的作用?
timestamp
是 TCP 报文首部的一个可选项,一共占 10 个字节,格式如下:
kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节)
其中 kind = 8, length = 10, info 有两部分构成: timestamp和timestamp echo,各占 4 个字节。
那么这些字段都是干嘛的呢?它们用来解决那些问题?
接下来我们就来一一梳理,TCP 的时间戳主要解决两大问题:
计算往返时延 RTT(Round-Trip Time)
防止序列号的回绕问题
计算往返时延 RTT
在没有时间戳的时候,计算 RTT 会遇到的问题如下图所示:
如果以第一次发包为开始时间的话,就会出现左图的问题,RTT 明显偏大,开始时间应该采用第二次的;
如果以第二次发包为开始时间的话,就会导致右图的问题,RTT 明显偏小,开始时间应该采用第一次发包的。
实际上无论开始时间以第一次发包还是第二次发包为准,都是不准确的。
那这个时候引入时间戳就很好的解决了这个问题。
比如现在 a 向 b 发送一个报文 s1,b 向 a 回复一个含 ACK 的报文 s2 那么:
step 1: a 向 b 发送的时候,
timestamp
中存放的内容就是 a 主机发送时的内核时刻ta1
。step 2: b 向 a 回复 s2 报文的时候,
timestamp
中存放的是 b 主机的时刻tb
,timestamp echo
字段为从 s1 报文中解析出来的 ta1。step 3: a 收到 b 的 s2 报文之后,此时 a 主机的内核时刻是 ta2, 而在 s2 报文中的 timestamp echo 选项中可以得到
ta1
, 也就是 s2 对应的报文最初的发送时刻。然后直接采用 ta2 - ta1 就得到了 RTT 的值。
防止序列号回绕问题
现在我们来模拟一下这个问题。
序列号的范围其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示,我们缩小一下这个区间,假设范围是 0 ~ 4,那么到达 4 的时候会回到 0。
第几次发包 | 发送字节 | 对应序列号 | 状态 |
---|---|---|---|
1 | 0 ~ 1 | 0 ~ 1 | 成功接收 |
2 | 1 ~ 2 | 1 ~ 2 | 滞留在网络中 |
3 | 2 ~ 3 | 2 ~ 3 | 成功接收 |
4 | 3 ~ 4 | 3 ~ 4 | 成功接收 |
5 | 4 ~ 5 | 0 ~ 1 | 成功接收,序列号从0开始 |
6 | 5 ~ 6 | 1 ~ 2 | ??? |
假设在第 6 次的时候,之前还滞留在网路中的包回来了,那么就有两个序列号为1 ~ 2
的数据包了,怎么区分谁是谁呢?这个时候就产生了序列号回绕的问题。
那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题,因为每次发包的时候都是将发包机器当时的内核时间记录在报文中,那么两次发包序列号即使相同,时间戳也不可能相同,这样就能够区分开两个数据包了。
008
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TCP 的超时重传时间是如何计算的?
TCP 具有超时重传机制,即间隔一段时间没有等到数据包的回复时,重传这个数据包。
那么这个重传间隔是如何来计算的呢?
今天我们就来讨论一下这个问题。
这个重传间隔也叫做超时重传时间(Retransmission TimeOut, 简称RTO),它的计算跟上一节提到的 RTT 密切相关。这里我们将介绍两种主要的方法,一个是经典方法,一个是标准方法。
经典方法
经典方法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed round trip time,即平滑往返时间),没产生一次新的 RTT. 就根据一定的算法对 SRTT 进行更新,具体而言,计算方式如下(SRTT 初始值为0):
SRTT = (α * SRTT) + ((1 - α) * RTT)
其中,α 是平滑因子,建议值是0.8
,范围是0.8 ~ 0.9
。
拿到 SRTT,我们就可以计算 RTO 的值了:
RTO = min(ubound, max(lbound, β * SRTT))
β 是加权因子,一般为1.3 ~ 2.0
, lbound 是下界,ubound 是上界。
其实这个算法过程还是很简单的,但是也存在一定的局限,就是在 RTT 稳定的地方表现还可以,而在 RTT 变化较大的地方就不行了,因为平滑因子 α 的范围是0.8 ~ 0.9
, RTT 对于 RTO 的影响太小。
标准方法
为了解决经典方法对于 RTT 变化不敏感的问题,后面又引出了标准方法,也叫Jacobson / Karels 算法
。
一共有三步。
第一步: 计算SRTT
,公式如下:
SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT
注意这个时候的α
跟经典方法中的α
取值不一样了,建议值是1/8
,也就是0.125
。
第二步: 计算RTTVAR
(round-trip time variation)这个中间变量。
RTTVAR = (1 - β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|)
β 建议值为 0.25。这个值是这个算法中出彩的地方,也就是说,它记录了最新的 RTT 与当前 SRTT 之间的差值,给我们在后续感知到 RTT 的变化提供了抓手。
第三步: 计算最终的RTO
:
RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR
µ
建议值取1
, ∂
建议值取4
。
这个公式在 SRTT 的基础上加上了最新 RTT 与它的偏移,从而很好的感知了 RTT 的变化,这种算法下,RTO 与 RTT 变化的差值关系更加密切。
009
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能不能说一说 TCP 的流量控制?
对于发送端和接收端而言,TCP 需要把发送的数据放到发送缓存区, 将接收的数据放到接收缓存区。
而流量控制索要做的事情,就是在通过接收缓存区的大小,控制发送端的发送。如果对方的接收缓存区满了,就不能再继续发送了。
要具体理解流量控制,首先需要了解滑动窗口
的概念。
TCP 滑动窗口
TCP 滑动窗口分为两种: 发送窗口和接收窗口。
发送窗口
发送端的滑动窗口结构如下:
其中包含四大部分:
已发送且已确认
已发送但未确认
未发送但可以发送
未发送也不可以发送
其中有一些重要的概念,我标注在图中:
发送窗口就是图中被框住的范围。SND 即send
, WND 即window
, UNA 即unacknowledged
, 表示未被确认,NXT 即next
, 表示下一个发送的位置。
接收窗口
接收端的窗口结构如下:
REV 即 receive
,NXT 表示下一个接收的位置,WND 表示接收窗口大小。
流量控制过程
这里我们不用太复杂的例子,以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程,方便大家理解。
首先双方三次握手,初始化各自的窗口大小,均为 200 个字节。
假如当前发送端给接收端发送 100 个字节,那么此时对于发送端而言,SND.NXT 当然要右移 100 个字节,也就是说当前的可用窗口
减少了 100 个字节,这很好理解。
现在这 100 个到达了接收端,被放到接收端的缓冲队列中。不过此时由于大量负载的原因,接收端处理不了这么多字节,只能处理 40 个字节,剩下的 60
个字节被留在了缓冲队列中。
注意了,此时接收端的情况是处理能力不够用啦,你发送端给我少发点,所以此时接收端的接收窗口应该缩小,具体来说,缩小 60 个字节,由 200 个字节变成了 140 字节,因为缓冲队列还有 60 个字节没被应用拿走。
因此,接收端会在 ACK 的报文首部带上缩小后的滑动窗口 140 字节,发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。
此时对于发送端而言,已经发送且确认的部分增加 40 字节,也就是 SND.UNA 右移 40 个字节,同时发送窗口缩小为 140 个字节。
这也就是流量控制的过程。尽管回合再多,整个控制的过程和原理是一样的。
010
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能不能说说 TCP 的拥塞控制?
上一节所说的流量控制发生在发送端跟接收端之间,并没有考虑到整个网络环境的影响,如果说当前网络特别差,特别容易丢包,那么发送端就应该注意一些了。而这,也正是拥塞控制
需要处理的问题。
对于拥塞控制来说,TCP 每条连接都需要维护两个核心状态:
拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)
慢启动阈值(Slow Start Threshold,ssthresh)
涉及到的算法有这几个:
慢启动
拥塞避免
快速重传和快速恢复
接下来,我们就来一一拆解这些状态和算法。首先,从拥塞窗口说起。
拥塞窗口
拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)是指目前自己还能传输的数据量大小。
那么之前介绍了接收窗口的概念,两者有什么区别呢?
接收窗口(rwnd)是
接收端
给的限制拥塞窗口(cwnd)是
发送端
的限制
限制谁呢?
限制的是发送窗口
的大小。
有了这两个窗口,如何来计算发送窗口
?
发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)
取两者的较小值。而拥塞控制,就是来控制cwnd
的变化。
慢启动
刚开始进入传输数据的时候,你是不知道现在的网路到底是稳定还是拥堵的,如果做的太激进,发包太急,那么疯狂丢包,造成雪崩式的网络灾难。
因此,拥塞控制首先就是要采用一种保守的算法来慢慢地适应整个网路,这种算法叫慢启动
。运作过程如下:
首先,三次握手,双方宣告自己的接收窗口大小
双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)大小
在开始传输的一段时间,发送端每收到一个 ACK,拥塞窗口大小加 1,也就是说,每经过一个 RTT,cwnd 翻倍。如果说初始窗口为 10,那么第一轮 10 个报文传完且发送端收到 ACK 后,cwnd 变为 20,第二轮变为 40,第三轮变为 80,依次类推。
难道就这么无止境地翻倍下去?当然不可能。它的阈值叫做慢启动阈值,当 cwnd 到达这个阈值之后,好比踩了下刹车,别涨了那么快了,老铁,先 hold 住!
在到达阈值后,如何来控制 cwnd 的大小呢?
这就是拥塞避免做的事情了。
拥塞避免
原来每收到一个 ACK,cwnd 加1,现在到达阈值了,cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。那你仔细算算,一轮 RTT 下来,收到 cwnd 个 ACK, 那最后拥塞窗口的大小 cwnd 总共才增加 1。
也就是说,以前一个 RTT 下来,cwnd
翻倍,现在cwnd
只是增加 1 而已。
当然,慢启动和拥塞避免是一起作用的,是一体的。
快速重传和快速恢复
快速重传
在 TCP 传输的过程中,如果发生了丢包,即接收端发现数据段不是按序到达的时候,接收端的处理是重复发送之前的 ACK。
比如第 5 个包丢了,即使第 6、7 个包到达的接收端,接收端也一律返回第 4 个包的 ACK。当发送端收到 3 个重复的 ACK 时,意识到丢包了,于是马上进行重传,不用等到一个 RTO 的时间到了才重传。
这就是快速重传,它解决的是是否需要重传的问题。
选择性重传
那你可能会问了,既然要重传,那么只重传第 5 个包还是第5、6、7 个包都重传呢?
当然第 6、7 个都已经到达了,TCP 的设计者也不傻,已经传过去干嘛还要传?干脆记录一下哪些包到了,哪些没到,针对性地重传。
在收到发送端的报文后,接收端回复一个 ACK 报文,那么在这个报文首部的可选项中,就可以加上SACK
这个属性,通过left edge
和right edge
告知发送端已经收到了哪些区间的数据报。因此,即使第 5 个包丢包了,当收到第 6、7 个包之后,接收端依然会告诉发送端,这两个包到了。剩下第 5 个包没到,就重传这个包。这个过程也叫做选择性重传(SACK,Selective Acknowledgment),它解决的是如何重传的问题。
快速恢复
当然,发送端收到三次重复 ACK 之后,发现丢包,觉得现在的网络已经有些拥塞了,自己会进入快速恢复阶段。
在这个阶段,发送端如下改变:
拥塞阈值降低为 cwnd 的一半
cwnd 的大小变为拥塞阈值
cwnd 线性增加
以上就是 TCP 拥塞控制的经典算法: 慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。
011
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能不能说说 Nagle 算法和延迟确认?
Nagle 算法
试想一个场景,发送端不停地给接收端发很小的包,一次只发 1 个字节,那么发 1 千个字节需要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的,不光是传输的时延消耗,发送和确认本身也是需要耗时的,频繁的发送接收带来了巨大的时延。
而避免小包的频繁发送,这就是 Nagle 算法要做的事情。
具体来说,Nagle 算法的规则如下:
当第一次发送数据时不用等待,就算是 1byte 的小包也立即发送
后面发送满足下面条件之一就可以发了:
数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)
之前所有包的 ACK 都已接收到
延迟确认
试想这样一个场景,当我收到了发送端的一个包,然后在极短的时间内又接收到了第二个包,那我是一个个地回复,还是稍微等一下,把两个包的 ACK 合并后一起回复呢?
延迟确认(delayed ack)所做的事情,就是后者,稍稍延迟,然后合并 ACK,最后才回复给发送端。TCP 要求这个延迟的时延必须小于500ms,一般操作系统实现都不会超过200ms。
不过需要主要的是,有一些场景是不能延迟确认的,收到了就要马上回复:
接收到了大于一个 frame 的报文,且需要调整窗口大小
TCP 处于 quickack 模式(通过
tcp_in_quickack_mode
设置)发现了乱序包
两者一起使用会怎样?
前者意味着延迟发,后者意味着延迟接收,会造成更大的延迟,产生性能问题。
012
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如何理解 TCP 的 keep-alive?
大家都听说过 http 的keep-alive
, 不过 TCP 层面也是有keep-alive
机制,而且跟应用层不太一样。
试想一个场景,当有一方因为网络故障或者宕机导致连接失效,由于 TCP 并不是一个轮询的协议,在下一个数据包到达之前,对端对连接失效的情况是一无所知的。
这个时候就出现了 keep-alive, 它的作用就是探测对端的连接有没有失效。
在 Linux 下,可以这样查看相关的配置:
sudo sysctl -a | grep keepalive
// 每隔 7200 s 检测一次
net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200
// 一次最多重传 9 个包
net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9
// 每个包的间隔重传间隔 75 s
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75
不过,现状是大部分的应用并没有默认开启 TCP 的keep-alive
选项,为什么?
站在应用的角度:
7200s 也就是两个小时检测一次,时间太长
时间再短一些,也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连接
因此是一个比较尴尬的设计。
以上是关于TCP协议灵魂之问(2-2)的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章