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[通俗易懂]深入理解TCP协议(下):RTT、滑动窗口、拥塞处理

前言


此文为系列文章的下篇,如果你对TCP不熟悉的话,请先看看上篇《[通俗易懂]深入理解TCP协议(上):理论基础》 。

上篇中,我们介绍了TCP的协议头、状态机、数据重传中的东西。但是TCP要解决一个很大的事,那就是要在一个网络根据不同的情况来动态调整自己的发包的速度,小则让自己的连接更稳定,大则让整个网络更稳定。在你阅读下篇之前,你需要做好准备,本篇文章有好些算法和策略,可能会引发你的各种思考,让你的大脑分配很多内存和计算资源,所以,不适合在厕所中阅读。

特别推荐:TCP/IP协议理论经典《TCP/IP详解 卷1:协议(在线阅读版)》、《TCP/IP详解 卷1:协议(CHM版)》。

本文目的


之所以想写这篇文章,目的有三个:

  • 一个是想锻炼一下自己是否可以用简单的篇幅把这么复杂的TCP协议描清楚的能力。
  • 另一个是觉得现在的好多程序员基本上不会认认真真地读本书,喜欢快餐文化,所以,希望这篇快餐文章可以让你对TCP这个古典技术有所了解,并能体会到软件设计中的种种难处。并且你可以从中有一些软件设计上的收获。
  • 最重要的希望这些基础知识可以让你搞清很多以前一些似是而非的东西,并且你能意识到基础的重要。

所以,本文不会面面俱到,只是对TCP协议、算法和原理的科普。

系列文章


我本来只想写一个篇幅的文章的,但是TCP真TMD的复杂,比C++复杂多了,这30多年来,各种优化变种争论和修改。所以,写着写着就发现只有砍成两篇:


TCP的RTT算法


从前面的TCP重传机制我们知道Timeout的设置对于重传非常重要:

  • 设长了,重发就慢,丢了老半天才重发,没有效率,性能差;
  • 设短了,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。

而且,这个超时时间在不同的网络的情况下,根本没有办法设置一个死的值。只能动态地设置。 为了动态地设置,TCP引入了RTT——Round Trip Time,也就是一个数据包从发出去到回来的时间。这样发送端就大约知道需要多少的时间,从而可以方便地设置Timeout——RTO(Retransmission TimeOut),以让我们的重传机制更高效。 听起来似乎很简单,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。

1经典算法


RFC793 中定义的经典算法是这样的:

  • 1)首先,先采样RTT,记下最近好几次的RTT值。
  • 2)然后做平滑计算SRTT( Smoothed RTT),公式为:(其中的 α 取值在0.8 到 0.9之间,这个算法英文叫Exponential weighted moving average,中文叫:加权移动平均)
         SRTT = ( α * SRTT ) + ((1- α) * RTT)
  • 3)开始计算RTO。公式如下:
         RTO = min [ UBOUND,  max [ LBOUND,   (β * SRTT) ]  ]

其中:

  • UBOUND是最大的timeout时间,上限值
  • LBOUND是最小的timeout时间,下限值
  • β 值一般在1.3到2.0之间。

2Karn / Partridge 算法


但是上面的这个算法在重传的时候会出有一个终极问题——你是用第一次发数据的时间和ack回来的时间做RTT样本值,还是用重传的时间和ACK回来的时间做RTT样本值?

这个问题无论你选那头都是按下葫芦起了瓢。 如下图所示:

  • 情况(a)是ack没回来,所以重传。如果你计算第一次发送和ACK的时间,那么,明显算大了。
  • 情况(b)是ack回来慢了,但是导致了重传,但刚重传不一会儿,之前ACK就回来了。如果你是算重传的时间和ACK回来的时间的差,就会算短了。

1.jpg

所以1987年的时候,搞了一个叫[url=http://en.wikipedia.org/wiki/Karn's_Algorithm]Karn / Partridge Algorithm[/url],这个算法的最大特点是——忽略重传,不把重传的RTT做采样(你看,你不需要去解决不存在的问题)。

但是,这样一来,又会引发一个大BUG——如果在某一时间,网络闪动,突然变慢了,产生了比较大的延时,这个延时导致要重转所有的包(因为之前的RTO很小),于是,因为重转的不算,所以,RTO就不会被更新,这是一个灾难。 于是Karn算法用了一个取巧的方式——只要一发生重传,就对现有的RTO值翻倍(这就是所谓的 Exponential backoff),很明显,这种死规矩对于一个需要估计比较准确的RTT也不靠谱。

3Jacobson / Karels 算法


前面两种算法用的都是“加权移动平均”,这种方法最大的毛病就是如果RTT有一个大的波动的话,很难被发现,因为被平滑掉了。所以,1988年,又有人推出来了一个新的算法,这个算法叫Jacobson / Karels Algorithm(参看RFC6289)。这个算法引入了最新的RTT的采样和平滑过的SRTT的差距做因子来计算。

公式如下:(其中的DevRTT是Deviation RTT的意思)

  • SRTT = SRTT + α (RTT – SRTT) :计算平滑RTT;
  • DevRTT = (1-β)*DevRTT + β*(|RTT-SRTT|) :计算平滑RTT和真实的差距(加权移动平均);
  • RTO= μ * SRTT + ∂ *DevRTT : 神一样的公式。

(其中:在Linux下,α = 0.125,β = 0.25, μ = 1,∂ = 4 ——这就是算法中的“调得一手好参数”,nobody knows why, it just works…) 最后的这个算法在被用在今天的TCP协议中(Linux的源代码在:tcp_rtt_estimator)。

TCP滑动窗口


1概述


需要说明一下,如果你不了解TCP的滑动窗口这个事,你等于不了解TCP协议。我们都知道,TCP必需要解决的可靠传输以及包乱序(reordering)的问题,所以,TCP必需要知道网络实际的数据处理带宽或是数据处理速度,这样才不会引起网络拥塞,导致丢包。

所以,TCP引入了一些技术和设计来做网络流控,Sliding Window是其中一个技术。 前面我们说过,TCP头里有一个字段叫Window,又叫Advertised-Window,这个字段是接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。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。 为了说明滑动窗口,我们需要先看一下TCP缓冲区的一些数据结构:

2.jpg

上图中,我们可以看到:

  • 接收端LastByteRead指向了TCP缓冲区中读到的位置,NextByteExpected指向的地方是收到的连续包的最后一个位置,LastByteRcved指向的是收到的包的最后一个位置,我们可以看到中间有些数据还没有到达,所以有数据空白区。
  • 发送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack过的位置(表示成功发送确认),LastByteSent表示发出去了,但还没有收到成功确认的Ack,LastByteWritten指向的是上层应用正在写的地方。

于是:

  • 接收端在给发送端回ACK中会汇报自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;
  • 而发送方会根据这个窗口来控制发送数据的大小,以保证接收方可以处理。

下面我们来看一下发送方的滑动窗口示意图:
3.png

上图中分成了四个部分,分别是:(其中那个黑模型就是滑动窗口)

  • #1 已收到ack确认的数据。
  • #2 发还没收到ack的。
  • #3 在窗口中还没有发出的(接收方还有空间)。
  • #4 窗口以外的数据(接收方没空间)

下面是个滑动后的示意图(收到36的ack,并发出了46-51的字节):
1.png

下面我们来看一个接受端控制发送端的图示:
2.png

2Zero Window


上图,我们可以看到一个处理缓慢的Server(接收端)是怎么把Client(发送端)的TCP Sliding Window给降成0的。此时,你一定会问,如果Window变成0了,TCP会怎么样?是不是发送端就不发数据了?是的,发送端就不发数据了,你可以想像成“Window Closed”,那你一定还会问,如果发送端不发数据了,接收方一会儿Window size 可用了,怎么通知发送端呢?

解决这个问题,TCP使用了Zero Window Probe技术,缩写为ZWP,也就是说,发送端在窗口变成0后,会发ZWP的包给接收方,让接收方来ack他的Window尺寸,一般这个值会设置成3次,第次大约30-60秒(不同的实现可能会不一样)。如果3次过后还是0的话,有的TCP实现就会发RST把链接断了。

注意:只要有等待的地方都可能出现DDoS攻击,Zero Window也不例外,一些攻击者会在和HTTP建好链发完GET请求后,就把Window设置为0,然后服务端就只能等待进行ZWP,于是攻击者会并发大量的这样的请求,把服务器端的资源耗尽。(关于这方面的攻击,大家可以移步看一下Wikipedia的SockStress词条

另外,Wireshark中,你可以使用tcp.analysis.zero_window来过滤包,然后使用右键菜单里的follow TCP stream,你可以看到ZeroWindowProbe及ZeroWindowProbeAck的包。

3Silly Window Syndrome


Silly Window Syndrome翻译成中文就是“糊涂窗口综合症”。正如你上面看到的一样,如果我们的接收方太忙了,来不及取走Receive Windows里的数据,那么,就会导致发送方越来越小。到最后,如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个字节的window,而我们的发送方会义无反顾地发送这几个字节。

要知道,我们的TCP+IP头有40个字节,为了几个字节,要达上这么大的开销,这太不经济了。

另外,你需要知道网络上有个MTU,对于以太网来说,MTU是1500字节,除去TCP+IP头的40个字节,真正的数据传输可以有1460,这就是所谓的MSS(Max Segment Size)注意,TCP的RFC定义这个MSS的默认值是536,这是因为 RFC 791里说了任何一个IP设备都得最少接收576尺寸的大小(实际上来说576是拨号的网络的MTU,而576减去IP头的20个字节就是536)。

如果你的网络包可以塞满MTU,那么你可以用满整个带宽,如果不能,那么你就会浪费带宽。(大于MTU的包有两种结局,一种是直接被丢了,另一种是会被重新分块打包发送) 你可以想像成一个MTU就相当于一个飞机的最多可以装的人,如果这飞机里满载的话,带宽最高,如果一个飞机只运一个人的话,无疑成本增加了,也而相当二。

所以,Silly Windows Syndrome这个现像就像是你本来可以坐200人的飞机里只做了一两个人。 要解决这个问题也不难,就是避免对小的window size做出响应,直到有足够大的window size再响应,这个思路可以同时实现在sender和receiver两端:

  • 如果这个问题是由Receiver端引起的,那么就会使用 David D Clark’s 方案。在receiver端,如果收到的数据导致window size小于某个值,可以直接ack(0)回sender,这样就把window给关闭了,也阻止了sender再发数据过来,等到receiver端处理了一些数据后windows size 大于等于了MSS,或者,receiver buffer有一半为空,就可以把window打开让send 发送数据过来。
  • 如果这个问题是由Sender端引起的,那么就会使用著名的 Nagle’s algorithm。这个算法的思路也是延时处理,他有两个主要的条件:1)要等到 Window Size>=MSS 或是 Data Size >=MSS,2)收到之前发送数据的ack回包,他才会发数据,否则就是在攒数据。

另外,Nagle算法默认是打开的,所以,对于一些需要小包场景的程序——比如像telnet或ssh这样的交互性比较强的程序,你需要关闭这个算法。你可以在Socket设置TCP_NODELAY选项来关闭这个算法(关闭Nagle算法没有全局参数,需要根据每个应用自己的特点来关闭)
setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char *)&value,sizeof(int));
另外,网上有些文章说TCP_CORK的socket option是也关闭Nagle算法,这不对。TCP_CORK其实是更新激进的Nagle算汉,完全禁止小包发送,而Nagle算法没有禁止小包发送,只是禁止了大量的小包发送。最好不要两个选项都设置。

TCP的拥塞处理 – Congestion Handling


上面我们知道了,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(关于拥塞控制的论文请参看《Congestion Avoidance and Control》(PDF))

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。

备注:

  • 1988年,TCP-Tahoe 提出了 1)慢启动,2)拥塞避免,3)拥塞发生时的快速重传
  • 1990年,TCP Reno 在Tahoe的基础上增加了4)快速恢复

1慢热启动算法 – Slow Start


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。下图说明了这个过程。

tcp.slow_.start_.jpg

这里,我需要提一下的是一篇Google的论文《An Argument for Increasing TCP’s Initial Congestion Window》Linux 3.0后采用了这篇论文的建议——把cwnd 初始化成了 10个MSS。 而Linux 3.0以前,比如2.6,Linux采用了RFC3390,cwnd是跟MSS的值来变的,如果MSS< 1095,则cwnd = 4;如果MSS>2190,则cwnd=2;其它情况下,则是3。

2拥塞避免算法 – Congestion Avoidance


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。

3拥塞状态时的算法


前面我们说过,当丢包的时候,会有以下两种情况。

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:

  • sshthresh =  cwnd /2
  • cwnd 重置为 1
  • 进入慢启动过程

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:

  • TCP Tahoe的实现和RTO超时一样。
  • TCP Reno的实现是:
    • cwnd = cwnd /2
    • sshthresh = cwnd
    • 进入快速恢复算法——Fast Recovery

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。

4快速恢复算法 – Fast Recovery


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:

  • cwnd = cwnd /2
  • sshthresh = cwnd

然后,真正的Fast Recovery算法如下:

  • cwnd = sshthresh  + 3 * MSS (3的意思是确认有3个数据包被收到了)
  • 重传Duplicated ACKs指定的数据包
  • 如果再收到 duplicated Acks,那么cwnd = cwnd +1
  • 如果收到了新的Ack,那么,cwnd = sshthresh ,然后就进入了拥塞避免的算法了。

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——
  • 当sender这边收到了3个Duplicated Acks,进入Fast Retransimit模式,开发重传重复Acks指示的那个包。如果只有这一个包丢了,那么,重传这个包后回来的Ack会把整个已经被sender传输出去的数据ack回来。如果没有的话,说明有多个包丢了。我们叫这个ACK为Partial ACK。
  • 一旦Sender这边发现了Partial ACK出现,那么,sender就可以推理出来有多个包被丢了,于是乎继续重传sliding window里未被ack的第一个包。直到再也收不到了Partial Ack,才真正结束Fast Recovery这个过程。

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。

算法示意图

下面我们来看一个简单的图示以同时看一下上面的各种算法的样子:
2.jpg

5FACK算法


FACK全称Forward Acknowledgment 算法,论文地址在这里(PDF)Forward Acknowledgement: Refining TCP Congestion Control这个算法是其于SACK的,前面我们说过SACK是使用了TCP扩展字段Ack了有哪些数据收到,哪些数据没有收到,他比Fast Retransmit的3 个duplicated acks好处在于,前者只知道有包丢了,不知道是一个还是多个,而SACK可以准确的知道有哪些包丢了。 所以,SACK可以让发送端这边在重传过程中,把那些丢掉的包重传,而不是一个一个的传,但这样的一来,如果重传的包数据比较多的话,又会导致本来就很忙的网络就更忙了。所以,FACK用来做重传过程中的拥塞流控。

  • 这个算法会把SACK中最大的Sequence Number 保存在snd.fack这个变量中,snd.fack的更新由ack带秋,如果网络一切安好则和snd.una一样(snd.una就是还没有收到ack的地方,也就是前面sliding window里的category #2的第一个地方)
  • 然后定义一个awnd = snd.nxt – snd.fack(snd.nxt指向发送端sliding window中正在要被发送的地方——前面sliding windows图示的category#3第一个位置),这样awnd的意思就是在网络上的数据。(所谓awnd意为:actual quantity of data outstanding in the network)
  • 如果需要重传数据,那么,awnd = snd.nxt – snd.fack + retran_data,也就是说,awnd是传出去的数据 + 重传的数据。
  • 然后触发Fast Recovery 的条件是: ( ( snd.fack – snd.una ) > (3*MSS) ) || (dupacks == 3) ) 。这样一来,就不需要等到3个duplicated acks才重传,而是只要sack中的最大的一个数据和ack的数据比较长了(3个MSS),那就触发重传。在整个重传过程中cwnd不变。直到当第一次丢包的snd.nxt<=snd.una(也就是重传的数据都被确认了),然后进来拥塞避免机制——cwnd线性上涨。

我们可以看到如果没有FACK在,那么在丢包比较多的情况下,原来保守的算法会低估了需要使用的window的大小,而需要几个RTT的时间才会完成恢复,而FACK会比较激进地来干这事。 但是,FACK如果在一个网络包会被 reordering的网络里会有很大的问题。

其它拥塞控制算法简介


1TCP Vegas 拥塞控制算法


这个算法1994年被提出,它主要对TCP Reno 做了些修改。这个算法通过对RTT的非常重的监控来计算一个基准RTT。然后通过这个基准RTT来估计当前的网络实际带宽,如果实际带宽比我们的期望的带宽要小或是要多的活,那么就开始线性地减少或增加cwnd的大小。如果这个计算出来的RTT大于了Timeout后,那么,不等ack超时就直接重传。(Vegas 的核心思想是用RTT的值来影响拥塞窗口,而不是通过丢包) 这个算法的论文是《TCP Vegas: End to End Congestion Avoidance on a Global Internet》这篇论文给了Vegas和 New Reno的对比:

4.jpg

关于这个算法实现,你可以参看Linux源码:/net/ipv4/tcp_vegas.h/net/ipv4/tcp_vegas.c

2HSTCP(High Speed TCP) 算法


这个算法来自RFC 3649Wikipedia词条)。其对最基础的算法进行了更改,他使得Congestion Window涨得快,减得慢。其中:

  • 拥塞避免时的窗口增长方式: cwnd = cwnd + α(cwnd) / cwnd
  • 丢包后窗口下降方式:cwnd = (1- β(cwnd))*cwnd

注:α(cwnd)和β(cwnd)都是函数,如果你要让他们和标准的TCP一样,那么让α(cwnd)=1,β(cwnd)=0.5就可以了。 对于α(cwnd)和β(cwnd)的值是个动态的变换的东西。 关于这个算法的实现,你可以参看Linux源码:/net/ipv4/tcp_highspeed.c

3TCP BIC 算法


2004年,产内出BIC算法。现在你还可以查得到相关的新闻《Google:美科学家研发BIC-TCP协议 速度是DSL六千倍》 BIC全称Binary Increase Congestion control,在Linux 2.6.8中是默认拥塞控制算法。BIC的发明者发这么多的拥塞控制算法都在努力找一个合适的cwnd – Congestion Window,而且BIC-TCP的提出者们看穿了事情的本质,其实这就是一个搜索的过程,所以BIC这个算法主要用的是Binary Search——二分查找来干这个事。 关于这个算法实现,你可以参看Linux源码:/net/ipv4/tcp_bic.c

4TCP WestWood算法


westwood采用和Reno相同的慢启动算法、拥塞避免算法。westwood的主要改进方面:在发送端做带宽估计,当探测到丢包时,根据带宽值来设置拥塞窗口、慢启动阈值。 那么,这个算法是怎么测量带宽的?每个RTT时间,会测量一次带宽,测量带宽的公式很简单,就是这段RTT内成功被ack了多少字节。因为,这个带宽和用RTT计算RTO一样,也是需要从每个样本来平滑到一个值的——也是用一个加权移平均的公式。 另外,我们知道,如果一个网络的带宽是每秒可以发送X个字节,而RTT是一个数据发出去后确认需要的时候,所以,X * RTT应该是我们缓冲区大小。所以,在这个算法中,ssthresh的值就是est_BD * min-RTT(最小的RTT值),如果丢包是Duplicated ACKs引起的,那么如果cwnd > ssthresh,则 cwin = ssthresh。如果是RTO引起的,cwnd = 1,进入慢启动。   关于这个算法实现,你可以参看Linux源码: /net/ipv4/tcp_westwood.c

5其它


更多的算法,你可以从Wikipedia的 TCP Congestion Avoidance Algorithm 词条中找到相关的线索

后记


好了,到这里我想可以结束了,TCP发展到今天,里面的东西可以写上好几本书。本文主要目的,还是把你带入这些古典的基础技术和知识中,希望本文能让你了解TCP,更希望本文能让你开始有学习这些基础或底层知识的兴趣和信心。

当然,TCP东西太多了,不同的人可能有不同的理解,而且本文可能也会有一些荒谬之言甚至错误,还希望得到您的反馈和批评。

(-- 全文完 --)  (原文链接:http://coolshell.cn/articles/11609.html

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评论 5
想不到国内还有人在这么认真地钻研基础网络。这篇比上篇明显深入,解决了好多一知半解的问题!
写的很好很棒!受益匪浅!
楼主再写一个UDP的吧,觉得你写的通俗易懂特别好
继续学习
签名: 遇见
写的很好很棒

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