TCP中RTT的测量和RTO的计算
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篇首语：本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理，主要介绍了TCP中RTT的测量和RTO的计算相关的知识，希望对你有一定的参考价值。
参考技术A RTO(Retransmission TimeOut)即重传超时时间TCP超时与重传中一个最重要的部分是对一个给定连接的往返时间（RTT）的测量。由于网络流量的变化，这个时间会相应地发生改变，TCP需要跟踪这些变化并动态调整超时时间RTO。
RFC2988中是这样描述RTO的：
“The Transmission Control Protocol(TCP) uses a retransmission timer to ensure data
delivery in the absence of any feedback from the remote data receiver.The duration of
this timer is referred to as RTO(retransmission timeout).”
RTT(Round Trip Time)由三部分组成：链路的传播时间（propagation delay),末端系统的处理时间，路由器缓存中的排队和处理时间（queuing delay）。
其中，前两个部分的值对于一个TCP连接相对固定，路由器缓存中的排队和处理时间会随着整个网络拥塞程度的变化而变化。所以RTT的变化在一定程度上反应了网络的拥塞程度。
平均偏差
平均偏差（mean deviation）,简写为mdev。
It is the mean of the distance between each value and the mean.It gives us an idea of how spread out from the center the set of values is.
Here's the formula.
通过计算平均偏差，可以知道一组数据的波动情况。
在这里，平均偏差可以用来衡量RTT的抖动情况。
RTT测量原理
RTT的测量可以采用两种方法
（1）TCP Timestamp选项
TCP时间戳选项可以用来精确的测量RTT.
RTT=当前时间- 数据包中Timestamp选项的回显时间
这个回显时间是该数据包发出去的时间，知道了数据包的接收时间（当前时间）和发送时间（回显时间）,就可以轻松的得到RTT的一个测量值。
（2）重传队列中数据包的TCP控制块
在TCP重传队列中保存着发送而未被确认的数据包，数据包skb中的TCP控制块包含着一个变量，tcp_skb_cb->when，记录了该数据包的第一次发送时间。
RTT=当前时间 - when
有人可能会问：既然不用TCP Timestamp选项就能测量出RTT,为啥还要多此一举？
这是因为方法一比方法二的功能更加强大，它们是有区别的。
“TCP must use Karn's algorithm for taking RTT samples.That is,RTT samples MUST NOT be made using segments that were retransmitted(and thus for which it is ambiguious whether the reply was for the first instance of the packet or a later instance).The only case when TCP can safely take RTT samples from retransmitted segments is when the TCP timestamp option is employed, since the timestamp option removes the ambiguity regarding which instance of the data segment triggered the acknowledgement.”
对于重传的数据包的响应，方法1可以用它来采集一个新的RTT测量样本，而方法二则不能。因为TCP Timestamp选项可以区分这个响应是原始数据包还是重传数据包触发的，从而计算出准确的RTT值。
RTT测量实现
发送方每接收到一个ACK，都会调用tcp_ack()来处理。
tcp_ack()中会调用tcp_clean_rtx_queue()来删除重传队列中已经被确认的数据段。
在tcp_clean_rtx_queue()中：
如果ACK确认了重传的数据包，则seq_rtt=-1;
否则，seq_rtt = now - scb->when；
然后调用tcp_ack_update_rtt(sk,flag,seq_rtt)来更新RTT和RTO.
方法一：tcp_ack_saw_tstamp()
方法二：tcp_ack_no_tstamp()
OK,到这边RTT的测量已经结束了，接下来就是RTO值得计算
RTO计算原理
涉及到的变量
srtt为经过平滑后的RTT值，它代表着当前的RTT值，每收到一个ACK更新一次。
为了避免浮点运算，它是实际RTT值的8倍。
mdev为RTT的平均偏差，用来衡量RTT的抖动，每收到一个ACK更新一次。
mdev_max为上一个RTT内的最大mdev，代表上个RTT内时延的波动情况，有效期为一个RTT.
rttvar为mdev_max的平滑值，可升可降，代表着连接的抖动情况，在连接断开前都有效。
“To compute the current RTO，a TCP sender maintains two state variables,SRTT(smoothed round-trip time) and RTTVAR（round-trip time variation）.”
实际上，RTO = srtt>>3+rttvar.
rtt表示新的RTT测量值。
old_srtt表示srtt更新前的srtt>>3，即旧的srtt值。
new_srtt表示srtt更新后的srtt>>3,即新的srtt值。
old_mdev表示旧的mdev。
new_mdev表示更新后的mdev。
（1）获得第一个RTT测量值
srtt = rtt<<3;
mdev=rtt<<1;
mdev_max = rttvar = max(mdev,rto_min);
所以，获得第一个RTT测量值后的RTO = rtt+rttvar，如果mdev=2*rtt>rto_min,
那么RTO = 3*rtt;否则 RTO=rtt+rto_min.
（2）获得第一个RTT测量值
srtt = rtt<<3;
mdev = rtt<<1;
mdev_max=rttvar=max(mdev,rto_min);
所以获得第一个RTT测量值后的RTO=rtt+rttvar,如果mdev = 2*rtt>rto_min,
那么RTO=3*rtt;否则，RTO=rtt+rto_min。
(2)获得第n个RTT测量值（n>=2）
srtt的更新：new_srtt = 7/8 old_srtt+1/8 rtt
mdev的更新：
err=rtt-old_srtt
当RTT变小时，即err<0时
1）如果|err|>1/4 old_mdev，则new_mdev = 31/32 old_mdev + 1/8|err|
此时：old_mdev<new_mdev<3/4 old_mdev + |err|
new_mdev有稍微变大，但是增大得不多。由于RTT是变小，所以RTO也要变小，如果
new_mdev增大很多（比如：new_mdev = 3/4 old_mdev+|err|）,就会导致RTO变大，不符合我们的预期
“This is similar to one of Eifel findings.Eifel blocks mdev updates when rtt decreases.
This solution is a bit different:we use finer gain for mdev in this case(alpha *beta).
Like Eifel it also prevents growth of rto,but also it limits too fast rto decreases,happening in pure Eifel.”
2)如果|err|<=1/4 old_mdev,则new_mdev=3/4 old_mdev + |err|
此时：new_mdev < old_mdev
new_mdev变小，会导致RTO变小，符合我们的预期。
当RTT变大时，即err>0时
new_mdev = 3/4 old_mdev + |err|
此时：new_mdev > old_mdev
new_mdev变大，会导致RTO变小，这也符合我们的预期。
mdev_max和rttvar的更新
在每个RTT开始时，mdev_max = rto_min
如果在此RTO内，有更大的mdev，则更新mdev_max。
如果mdev_max > rttvar,则rttvar = mdev_max;
否则，本RTT结束后，rttvar -=(rttvar - mdev_max)>>2。
这样一来，就可以通过mdev_max来调节rttvar,间接的调节RTO。
RTO计算实现
不管是方法一还是方法二，最终都调用tcp_valid_rtt_means()来更新RTT和RTO.
RTO = srtt>>8+rttvar。而srtt和rttvar的更新都是在tcp_rtt_estimator()来进行。
rto_min的取值如下：
RTO的设置
函数调用
以上涉及到的函数调用关系如下：
总结
早期的RTT的测量是采用粗粒度的定时器（Coarse grained timer）,这会有比较大的误差。
现在由于TCP Timestamp选项的使用，能够更精确的测量RTT,从而计算出更加准确的RTO
TCP/IP传输层协议实现 - TCP的超时与重传(lwip)
(参考《TCP-IP详解卷 1：协议》 第21章 TCP的超时与重传)
1、往返时间测量(RTT)
1.1、分组交换和RTT测量示例
《TCP-IP详解卷 1：协议》中分组交换和RTT测量的示例。
1.2、lwip RTT测量
lwip RTT测量涉及rttest、rtseq、sa、sv变量，rttest为报文发送的时间，，rtseq为测量往返时间报文的序号，sa(rtt average estimator)、sv(rtt deviation estimator)为计算往返时间的变量。
记录测量报文发送的时间及序号。调用tcp_output_segment时，如果没有启动RTT测量，那么开启RTT测量，记录当前报文的发送时间，当前报文的序号。(tcp_output_segment将报文发送到网络层，最后通过网卡发送出去)
if (pcb->rttest == 0) { // rttest为0，表示RTT测量没有启动
pcb->rttest = tcp_ticks; // pcb->rttest设置为当前的tcp_ticks(tcp_ticks可以理解为时间计数，tcp_slowtmr每个周期对tcp_ticks加1)
pcb->rtseq = ntohl(seg->tcphdr->seqno); // pcb->rtseq记录当前发送报文的seqno，RTT对当前发送报文的往返时间进行测量
LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_output_segment: rtseq %"U32_F"\\n", pcb->rtseq));
}
计算报文发送到报文被确认接收的时间及超时重传时间rto。(发送方收到接收方的ACK报文，计算发送到接收到ACK的往返时间；使用Van Jacobson的Congestion Avoidance and Control算法计算超时重传时间，算法代码在Van Jacobson《Congestion Avoidance and Control》论文第20页)
/* RTT estimation calculations. This is done by checking if the
incoming segment acknowledges the segment we use to take a
round-trip time measurement. */
if (pcb->rttest && TCP_SEQ_LT(pcb->rtseq, ackno)) { // pcb->rtseq < ackno，pcb->rtseq被确认接收
/* diff between this shouldn't exceed 32K since this are tcp timer ticks
and a round-trip shouldn't be that long... */
m = (s16_t)(tcp_ticks - pcb->rttest); // 计算RTT往返时间，pcb->rttest为报文发送时的时间，tcp_ticks为收到ACK应答时的当前时间，tcp_ticks - pcb->rttest即为报文往返时间
LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_receive: experienced rtt %"U16_F" ticks (%"U16_F" msec).\\n",
m, m * TCP_SLOW_INTERVAL));
/* This is taken directly from VJs original code in his paper */
m = m - (pcb->sa >> 3);
pcb->sa += m;
if (m < 0) {
m = -m;
}
m = m - (pcb->sv >> 2);
pcb->sv += m;
pcb->rto = (pcb->sa >> 3) + pcb->sv;
LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_receive: RTO %"U16_F" (%"U16_F" milliseconds)\\n",
pcb->rto, pcb->rto * TCP_SLOW_INTERVAL));
pcb->rttest = 0;
}
2、超时重传定时器
2.1、启动超时重传定时器
启动发送超时定时器。(rtime为-1，表示没有启动发送超时定时器，没有报文发送，没有需要超时重传的报文；rtime为0，表示已启动发送超时定时器，tcp_output_segment发送报文时，如果发送超时定时器rtime为-1(没有启动发送超时定时器)，那么启动发送超时定时器，rtime设置为0，超时重传时间开始计时)
/* Increase the retransmission timer if it is running */
if(pcb->rtime >= 0)
++pcb->rtime;
2.2、关闭超时重传定时器
关闭超时定时器。(客户发起连接，收到服务器的SYN|ACK报文，如果客户发起连接过程中没有数据要发送(unacked队列为空)，没有等待超时重传的数据，那么关闭超时重传定时器，rtime设置为-1，否则，复位超时重传定时器及超时重传次数，rtime、nrtx设置为0，重新开始启动超时重传定时；其他状态收到ACK，有新的数据被确认接收时，复位超时重传计数器nrtx为0，如果unacked队列仍有数据，复位超时重传时间rtime为0(tcp_input收到报文后，会调用tcp_output发送报文，因此下一次超时重传时间需要从当前时间重新开始计时)，否则关闭超时重传定时器，rtime设置为-1；总而言之就是，有新的数据被确认接收时，如果unacked仍有待超时重传的报文，那么复位超时重传定时器及超时重传次数，如果unacked没有待超时重传的报文，那么复位超时重传次数及关闭超时重传定时器)
/* If there's nothing left to acknowledge, stop the retransmit
timer, otherwise reset it to start again */
if(pcb->unacked == NULL)
pcb->rtime = -1;
else {
pcb->rtime = 0;
pcb->nrtx = 0;
}
2.3、超时重传定时器超时(拥塞)
unacked队列长时间没有数据被确认接收时，tcp的慢定时器，每过一段时间调用tcp_slowtmr对超时重传时间rtime计时，每个周期加1。
/* Increase the retransmission timer if it is running */
if(pcb->rtime >= 0) // 对tcp_active_pcbs里面的超时重传时间计时(pcb->rtime >= 0表示已启动超时重传定时器)
++pcb->rtime; // 超时重传定时器加1
unacked队列不为空，有待确认接收的报文，超时重传时间rtime大于等于超时时间rto。(发送报文超时)
if (pcb->unacked != NULL && pcb->rtime >= pcb->rto) {
/* Time for a retransmission. */
LWIP_DEBUGF(TCP_RTO_DEBUG, ("tcp_slowtmr: rtime %"S16_F
" pcb->rto %"S16_F"\\n",
pcb->rtime, pcb->rto));
更新下一次超时时间rto，复位超时重传计数器rtime为0。
/* Double retransmission time-out unless we are trying to
* connect to somebody (i.e., we are in SYN_SENT). */
if (pcb->state != SYN_SENT) { // 非SYN_SENT状态(已连接的状态)
pcb->rto = ((pcb->sa >> 3) + pcb->sv) << tcp_backoff[pcb->nrtx]; // 根据算法，重新计算下一次超时重传时间(越往后，超时重传时间间隔越大)
}
/* Reset the retransmission timer. */
pcb->rtime = 0;
慢启动门限ssthresh、拥塞窗口cwnd更新。(慢启动门限ssthresh设置为拥塞窗口/发送窗口的一半(最少为 2个报文段)，拥塞窗口设置为一个报文段，执行慢启动算法，慢启动一直持续到我们回到当拥塞发生时所处位置的一半(ssthresh)的时候才停止，当拥塞窗口大于慢启动门限时，才执行拥塞避免算法)
/* Reduce congestion window and ssthresh. */
eff_wnd = LWIP_MIN(pcb->cwnd, pcb->snd_wnd);
pcb->ssthresh = eff_wnd >> 1;
if (pcb->ssthresh < pcb->mss) {
pcb->ssthresh = pcb->mss * 2;
}
pcb->cwnd = pcb->mss; // 慢启动算法(pcb->cwnd < pcb->ssthresh)，当拥塞窗口大于慢启动门限时，才执行拥塞避免算法
LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_slowtmr: cwnd %"U16_F
" ssthresh %"U16_F"\\n",
pcb->cwnd, pcb->ssthresh));
调用tcp_rexmit_rto，超时重传次数加1，unacked队列插入到unsent队列头部，最后调用tcp_output发送unsent队列(此时拥塞窗口已经减小了，tcp_output能够发送的数据也减少了，避免网络拥塞)
3、慢启动算法
《TCP-IP详解卷 1：协议》“20.6 慢启动”。
慢启动为发送方的TCP增加了另一个窗口：拥塞窗口 (congestion window)，记为cwnd，当与另一个网络的主机建立 TCP连接时，拥塞窗口被初始化为 1个报文段，每收到一个ACK，拥塞窗口就增加一个报文段，发送方取拥塞窗口与通告窗口中的最小值作为发送上限。
3.1、建立连接/数据收发过程的慢启动
先不考虑慢启动门限。
客户发起连接时，发送第一次握手报文，拥塞窗口设置为1个字节。(与《TCP-IP详解卷 1：协议》稍有不同，lwip初始化拥塞窗口为1个字节，而不是1个报文段；连接过程不需要发送数据，最大报文段大小也还没协商，拥塞窗口设置为1个字节对本地也没有影响)
pcb->cwnd = 1; // 拥塞窗口设置为一个字节
pcb->ssthresh = pcb->mss * 10;
pcb->state = SYN_SENT;
客户收到第二次握手的SYN|ACK报文时，拥塞窗口设置为2个报文段。(虽然lwip初始化拥塞窗口为1个字节，但是收到第二次握手报文时，拥塞窗口设置为2个报文段，相当于初始化时为1个报文段，收到SYN|ACK报文时增加1个报文段，最终还是《TCP-IP详解卷 1：协议》慢启动的拥塞窗口大小一样，2个报文段)
/* Set ssthresh again after changing pcb->mss (already set in tcp_connect
* but for the default value of pcb->mss) */
pcb->ssthresh = pcb->mss * 10;
pcb->cwnd = ((pcb->cwnd == 1) ? (pcb->mss * 2) : pcb->mss); // 拥塞窗口增加一个报文段
ESTABLISHED状态下，客户收到ACK报文。
if (pcb->state >= ESTABLISHED) {
if (pcb->cwnd < pcb->ssthresh) {
if ((u16_t)(pcb->cwnd + pcb->mss) > pcb->cwnd) {
pcb->cwnd += pcb->mss; // 拥塞窗口增加一个报文段
}
LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: slow start cwnd %"U16_F"\\n", pcb->cwnd));
} else {
u16_t new_cwnd = (pcb->cwnd + pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd);
if (new_cwnd > pcb->cwnd) {
pcb->cwnd = new_cwnd;
}
LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: congestion avoidance cwnd %"U16_F"\\n", pcb->cwnd));
}
}
3.2、发生超时的慢启动（拥塞)
分组丢失意味着在源主机和目的主机之间的某处网络上发生了拥塞。有两种分组丢失的指示：发生超时和接收到重复的确认。(发生超时的慢启动参考“2.3、发送超时(拥塞)”；lwip接收到小于3个重复的确认时，没有执行慢启动!!!)
4、拥塞避免算法
《TCP-IP详解卷 1：协议》"21.6 拥塞避免算法"。
分组丢失意味着在源主机和目的主机之间的某处网络上发生了拥塞。有两种分组丢失的指示：发生超时和接收到重复的确认。(lwip接收到小于3个重复的确认时，没有执行拥塞避免!!!)
拥塞避免算法和慢启动算法是两个目的不同、独立的算法。但是当拥塞发生时，我们希望降低分组进入网络的传输速率，于是可以调用慢启动来做到这一点。在实际中这两个算法通常在一起实现。
拥塞避免算法和慢启动算法需要对每个连接维持两个变量：一个拥塞窗口cwnd和一个慢启动门限ssthresh。
4.1、拥塞窗口控制发送数据
TCP输出例程的输出不能超过cwnd和接收方通告窗口(发送窗口)的大小。
tcp_output发送unsent报文时，取拥塞窗口和接收方通告窗口(发送窗口)较小的作为当前的发送窗口来发送数据，当前发送窗口之外的数据不能够被发送。
wnd = LWIP_MIN(pcb->snd_wnd, pcb->cwnd);
seg = pcb->unsent;
4.2、拥塞发生时
发生超时，即发生了拥塞。(发生超时的拥塞避免，发生超时，首先执行的是慢启动算法，当拥塞窗口大于慢启动门限时，才执行拥塞避免算法，慢启动过程参考“2.3、发送超时(拥塞)”)
发生超时，ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段）。
执行拥塞避免算法。
拥塞避免算法要求每次收到一个确认时将cwnd增加1/cwnd(lwip是1/ cwnd个mss * mss；《TCP-IP详解卷 1：协议》 "21.8 拥塞举例(续)"中，也不是1/cwnd)。与慢启动的指数增加比起来(lwip慢启动是线性增长，每次增加一个报文段)，这是一种加性增长(additive increase)；拥塞避免算法，拥塞窗口每次增加1/pcb->cwnd个pcb->mss * pcb->mss，pcb->mss * pcb->mss一般不会变化，每次有数据被确认接收时，拥塞窗口cwnd都会增加pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd，拥塞窗口cwnd在增加，那么pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd每次都在减小，因此拥塞窗口每次增加的大小在减小，拥塞窗口增加的速度在下降)
/* Update the congestion control variables (cwnd and
ssthresh). */
if (pcb->state >= ESTABLISHED) {
if (pcb->cwnd < pcb->ssthresh) { // 慢启动
if ((u16_t)(pcb->cwnd + pcb->mss) > pcb->cwnd) {
pcb->cwnd += pcb->mss; // 慢启动(线性增长)
}
LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: slow start cwnd %"U16_F"\\n", pcb->cwnd));
} else { // 拥塞避免
u16_t new_cwnd = (pcb->cwnd + pcb->mss * pcb->mss / pcb->cwnd); // 拥塞避免(加性增长)
if (new_cwnd > pcb->cwnd) {
pcb->cwnd = new_cwnd;
}
LWIP_DEBUGF(TCP_CWND_DEBUG, ("tcp_receive: congestion avoidance cwnd %"U16_F"\\n", pcb->cwnd));
}
}
5、快速重传与快速恢复算法
具体描述参考《TCP-IP详解卷 1：协议》 21.7 快速重传与快速恢复算法。
收到一个失序的报文段时，TCP立即需要产生一个ACK(一个重复的ACK)。由于我们不知道一个重复的ACK是由一个丢失的报文段引起的，还是由于仅仅出现了几个报文段的重新排序，因此我们等待少量重复的ACK到来。如果一连串收到 3个或3个以上的重复ACK，就非常可能是一个报文段丢失了，于是我们就重传丢失的数据报文段，而无需等待超时定时器溢出。这就是快速重传算法。
接下来执行的不是慢启动算法而是拥塞避免算法。这就是快速恢复算法。(快速恢复算法时的拥塞窗口是一个比较大的窗口，相当于在慢启动过程直接跳到拥塞避免算法，快速恢复了拥塞窗口)
5.1、重复ACK的判断
收到ACK报文时，如果该报文有确认新的数据被接收，那么lastack更新为该报文的ackno，因此lastack记录的是最后一次确认数据被接收的报文的ackno。(如果没有新的数据被确认接收，那么lastack一直不会变化)
更新发送窗口的原则:
1、当前报文的序号seqno大于之前收到报文的最大序号seqno，那么使用当前报文的通告窗口、序号seqno、确认序号ackno更新发送窗口相关数据(当前报文序号大于之前收到报文的最大序号，当前收到的报文比之前收到的报文的发送时间更后，那么当前报文的ackno应该也大于或等于之前收到报文的最大确认序号ackno)；
2、当前报文的序号seqno等于之前收到报文的最大序号seqno并且ackno大于之前的确认报文的ackno，那么使用当前报文的通告窗口、序号seqno、确认序号ackno更新发送窗口相关数据(之前最大序号的报文为顺序上最后发送的报文，当前报文序号seqno与之相等，ackno大于之前报文的ackno，那么当前报文应该是对端收到了新的数据但是对端没有数据要发送，只发送一个ACK确认报文，因此报文的seqno与之前报文相等，但是ackno增加了，ackno越大可以认为是发送时间越后)；
3、当前报文的seqno等于之前收到的最大报文的seqno，但是ackno小于之前收到的最大报文的ackno，那么不更新发送窗口相关数据，也认为是重复ACK(当前报文确认了已经确认数据中的一小部分，例如之前报文确认了1、2、3、4、5这几个数据被接收，当前报文确认1、2、3这几个数据被接收，那么很明显1、2、3这3个数据被重复确认接收了)；
4、当前报文的seqno、ackno都与之前收到的最大报文的seqno、ackno相同，如果通告窗口小于或等于之前最大seqno、ackno的报文的通告窗口，可以认为是重复报文(通告窗口相等，两个报文一样，可以认为是重复的确认；通告窗口更小，理论上应该是先发送的一个报文后到达，那么该报文相对于前一个报文也是重复的，对端收到数据时，通告窗口(接收窗口)正常情况下会变小，数据被应用层接收时才会变大接收窗口，因此小的通告窗口理论上应该是数据被应用层接收前发送的ACK报文，大的通告窗口理论上应该是数据被应用层接收后发送的ACK报文，后收到的小通告窗口的ACK报文重复了大通告窗口的ACK报文)，不需要更新发送窗口相关数据，"pcb->snd_wnd + pcb->snd_wl2"将不会发生变化，就认为是重复报文，如果当前报文的通告窗口大于之前收到报文的通告窗口，如之前所言，应该是应用层接收数据后，接收窗口变大了，因此可以认为之前的报文是应用层接收数据前的，当前的报文是应用层接收数据后的，两个报文是先后两个不同的报文，那么使用当前报文的通告窗口、序号seqno、确认序号ackno更新发送窗口相关数据，"pcb->snd_wnd + pcb->snd_wl2"将发生变化，通过这个变化就认为不是重复ACK。
总结起来就是，seqno、ackno、wnd相同的ACK报文认为是重复的ACK，ackno小的ACK报文认为是重复的ACK报文，seqno、ackno相同通告窗口wnd更大的ACK报文认为是先的报文。
重复ACK的判断涉及发送窗口更新代码，发送窗口更新代码如下：
/* Update window. */
if (TCP_SEQ_LT(pcb->snd_wl1, seqno) ||
(pcb->snd_wl1 == seqno && TCP_SEQ_LT(pcb->snd_wl2, ackno)) ||
(pcb->snd_wl2 == ackno && tcphdr->wnd > pcb->snd_wnd)) {
pcb->snd_wnd = tcphdr->wnd;
pcb->snd_wl1 = seqno;
pcb->snd_wl2 = ackno;
if (pcb->snd_wnd > 0 && pcb->persist_backoff > 0) {
pcb->persist_backoff = 0;
}
LWIP_DEBUGF(TCP_WND_DEBUG, ("tcp_receive: window update %"U16_F"\\n", pcb->snd_wnd));
#if TCP_WND_DEBUG
} else {
if (pcb->snd_wnd != tcphdr->wnd) {
LWIP_DEBUGF(TCP_WND_DEBUG,
("tcp_receive: no window update lastack %"U32_F" ackno %"
U32_F" wl1 %"U32_F" seqno %"U32_F" wl2 %"U32_F"\\n",
pcb->lastack, ackno, pcb->snd_wl1, seqno, pcb->snd_wl2));
}
#endif /* TCP_WND_DEBUG */
}
判断当前报文的ackno是否等于之前收到的最大的lastack。(ackno < lastack，那么可以认为当前报文是乱序收到的，不需要判断重复ACK；如果ackno > lastack，那么很明显ackno与之前报文的ackno不会重复，当前报文的ackno比之前报文的ackno都大)
if (pcb->lastack == ackno) {
pcb->acked = 0;
if (pcb->snd_wl2 + pcb->snd_wnd == right_wnd_edge){ // 相等为重复的ACK(参考前面判断重复ACK的原则)
++pcb->dupacks; // 增加重复ack计数
if (pcb->dupacks >= 3 && pcb->unacked != NULL) { // 重复ack大于等于3次，并且有待被确认接收的数据
5.2、快速重传与快速恢复算法
执行快速重传与快速恢复算法。(当收到第3个重复的ACK时，将ssthresh设置为当前拥塞窗口cwnd的一半。重传丢失的报文段。设置cwnd为ssthresh加上3倍的报文段大小。)
/* This is fast retransmit. Retransmit the first unacked segment. */
LWIP_DEBUGF(TCP_FR_DEBUG, ("tcp_receive: dupacks %"U16_F" (%"U32_F"), fast retransmit %"U32_F"\\n",
(u16_t)pcb->dupacks, pcb->lastack,
ntohl(pcb->unacked->tcphdr->seqno)));
tcp_rexmit(pcb);
/* Set ssthresh to max (FlightSize / 2, 2*SMSS) */
/*pcb->ssthresh = LWIP_MAX((pcb->snd_max -
pcb->lastack) / 2,
2 * pcb->mss);*/
/* Set ssthresh to half of the minimum of the current cwnd and the advertised window */
if (pcb->cwnd > pcb->snd_wnd)
pcb->ssthresh = pcb->snd_wnd / 2; // ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)
else
pcb->ssthresh = pcb->cwnd / 2; // ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)
/* The minimum value for ssthresh should be 2 MSS */
if (pcb->ssthresh < 2*pcb->mss) {
LWIP_DEBUGF(TCP_FR_DEBUG, ("tcp_receive: The minimum value for ssthresh %"U16_F" should be min 2 mss %"U16_F"...\\n", pcb->ssthresh, 2*pcb->mss));
pcb->ssthresh = 2*pcb->mss; // ssthresh被设置为当前窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)
}
pcb->cwnd = pcb->ssthresh + 3 * pcb->mss; // pcb->cwnd > pcb->ssthresh，当前正在进行拥塞避免
pcb->flags |= TF_INFR; // 设置快速恢复标志
}快速恢复过程收到重复ACK。（每次收到另一个重复的ACK时， cwnd增加1个报文段大小并发送 1个分组(如果新的cwnd允许发送))
} else {
/* Inflate the congestion window, but not if it means that
the value overflows. */
if ((u16_t)(pcb->cwnd + pcb->mss) > pcb->cwnd) {
pcb->cwnd += pcb->mss;
}
}
当下一个确认新数据的ACK到达时，设置cwnd为ssthresh。(ssthresh为快速恢复时窗口大小的一半(cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为 2个报文段)；清除快速恢复标志，执行拥塞避免算法)
/* Reset the "IN Fast Retransmit" flag, since we are no longer
in fast retransmit. Also reset the congestion window to the
slow start threshold. */
if (pcb->flags & TF_INFR) {
pcb->flags &= ~TF_INFR; // 清除快速恢复标志
pcb->cwnd = pcb->ssthresh;
}
以上是关于TCP中RTT的测量和RTO的计算的主要内容，如果未能解决你的问题，请参考以下文章