TCP超时与重传

TCP超时与重传

文章目录

​​引言​​

​​RTO(retransmission timeout)计算方式​​​​计算RTT中出现的问题​​​​超时重传​​​​快速重传​​

​​恢复点​​​​部分ACK​​

​​快速重传(SACK)​​

​​SACK发送端行为​​

​​伪超时​​

​​DSACK​​​​Eifel检测算法​​​​Eifel响应算法​​

​​重复​​

引言

对于网络中的传播效率来说，重传超时中的超时时间一定是十分重要的，时间太短，会向网络中引入大量不必要的重复数据，如果时间太长，倘若超时发生则使得网络的整体利用率下降，而网络环境并不是静态的，一成不变的，所以RTT(round-trip-time)的测试就变得尤为重要和复杂。

RTO(retransmission timeout)计算方式

首先我们介绍一个计算的方法，其实不必太过纠结这个，我们要做的 首先要计算Smooth RTT的值 即SRTT

SRTT <— f ( SRTT ) + ( 1 - f ) RTT

其中f为平滑因子 一般取值为0.8 到 0.9

得到SRTT后我们需要进行下面的计算rttvar <— ( 1 - h )( rttvar ) + ( h )( | RTT - SRTT |)RTO = SRTT + 4( rttvar )

h为新平均偏差样本

由上面的计算过程我们可以看到只要我们可以在TCP传输过程中得到相对准确的RTT 那么我们就可以得到理论上准确的RTO

计算RTT中出现的问题

在上面看来计算RTO好像并不是难事，我们只要得到RTT就可以计算，TCP的选项中不是有一个时间戳选项吗(TSPOT)，如果在每个ACK的选项中加上时间戳选项不就好了吗，事情当然不会这么简单，在上面我们谈到网络不是一成不变的，可能我们的包会出现丢失，失序，重复，而且并非对每个收到的报文段都返回ACK，这些情况下我们又该这么保证RTT是一个正确的RTT呢

首先Linux采用如下算法来应对各种情况

TCP发送端在TSPOT中携带一个四个字节的时间戳，该值是发送时的TCP时钟值TCP接收端记录接收到的时间戳 称作TSV 并维护一个LastACK的变量 记录下一个期望得到的序列号 这个时候有两种情况 第一种情况就是得到了与LastACK相同的序列号的数据包 那么没有什么问题返回一个ACK 其中携带着TSV的值 这个时候RTT的计算即是数据包一个来回的时间 一切正常。第二种情况就是得到的数据包的序列号不等于LastACK的值 那么这个时候我们可以想到接收方的窗口必定是空缺的 也就是说出现了失序报文段 即出现了丢包或者一个包传输过慢 这个时候的Linux的做法是返回一个ACK 其中TSV的值是接收端收到的最近的有序报文段的TSV 即接收端窗口的最左端 这样做会使的此次RTT的计算并不是实际的RTT 而是大于实际的RTT 则会是RTO的计算变大，这样是有利的 发送端有更多的时间去判断究竟是失序还是丢包，从而减少不必要的数据包的发送，降低重传积极性。接收端收到窗口中缺失的报文段的时候(重传成功或是失序的数据包)，这个时候窗口前移，更新RSV为来自最新到达的报文段的RSV，即缺失的报文段的RSV 使得RTT更大 在失序是是有利的 ，过分积极的重传可能导致伪重传当一个ACK对应着多个数据包的时候 回复的RSV是数据包中最早的一个RSV发送端收到ACK后 用当前时间减去其中时间戳的值即得到了RTT 便可开始计算RTO了

经过以上的计算 我们就可以得到一个相对来说动态且准确的RTO 就可以用来触发超时重传了(RTO还可防止零窗口时Window Update报文丢失造成了类死锁现象)

超时重传

当我们经过上述步骤得到了一个准确的RTO后我们就可以进行超时重传了，其实机制理解起来很简单 就是给每一个报文段序列号注册一个计时器 倘若在RTO内收到了ACK 那么取消计时器 反之 则触发超时重传，在触发了重传超时后 TCP就会减小窗口大小，且以成倍 增加退避系数(karn算法)， 当收到非重传数据时退避系数降低为1。 超时重传虽然好，但确不是最优选择，因为RTO一般来说都比较大，一般成倍于RTT，所以基于计时器的重传会使得网络利用率的下降，所以引出了另外一种高效的重传策略 快速重传

快速重传

快速重传并非是基于发送端维护的环境变量来决定重传，而是基于接收端反馈的信息来进行重传，由上文中我们可以知道发送端会在接收端丢包的时候收到重复的ACK，因为当接收端所接受到的ACK不匹配LastACK时 会回复接收端窗口的最左端的序列号，所以发送端在接收端丢包的时候会接收到重复ACK，但也有可能是出现了所谓的伪重传现象，这个时候就需要一个阀值(dupthresh或重复ACK阀值)，一般情况设置为3，也基于失序程度动态调节，当发送端接收到阀值数量的相同ACK时即触发快速重传，一般情况下快速重传也伴随着滑动窗口的变化。 这其中还有一个恢复点与部分ACK的概念，下面简单谈一谈：

恢复点

发送端在执行重传前已发送的最大序列号称为恢复点

通过这个概念我们可以知道当发送端收到的ACK等于或大于恢复点时我们就可以认为已发送的所有包全部被收到 即重传状态结束 退避因子设置为1。

部分ACK

有了恢复点的概念就出现了这样一种情况，就是在发送端恢复点与当前接收的最大ACK之间可能丢了不止一个包，发送窗口最左端的包重发但接收端还没收到的时候，接收端回复的ACK还是这一个已重发的包的序列号，但当接收端收到重发的ACK的时候 就会使得接收端窗口右移，回复的ACK是下一个丢失的包，在发送端看来，突然收到了一个ACK，这个ACK大于之前收到的AVK，但却小于恢复点，我们把这种ACK称为部分ACK(较旧的版本没有这个概念)，当收到部分ACK的时候 立即触发快速重传。

快速重传(SACK)

以上的快速重传相比于超时重传来说效率已经高了不少，但是还是有一个缺陷，就是在每个RTT内最多获取一个空缺，这不就浪费了TCP的选项吗

因为TCP的头部长度有四位 最大能表示的数字为15 每个数字代表4个字节 所以TCP头部最大是60个字节 其中前20个字节是固定的头部结构 意味着我们有40个空闲的选项可使用，所以就有了带选择确认的快速重传，我们用四个字节表示区间的一端，即八个字节可以表示一个空缺，减去一个字节的选项类型和一个字节的选项长度，意味着有SACK的情况下我们能够在一个RTT内最大传输4个空缺，但一般情况SACK会与TSPOT一起使用所以一般最大可传输三个空缺，这就大大提高了重传的效率，尤其实在RTT较大，丢包情况严重的时候。

SACK发送端行为

由接收端产生SACK信息可充分利用SACK，但发送端也应该提供SACK的功能，称作选择性重传(selective retransmission)，即在发送端不仅维护ACK信息，也同样维护SACK信息，当收到的ACK大于SACK中的范围时重传成功，利用该信息重传正确的需要重传的数据。 发送端执行重传的时候可能有以下几种情况

超时超过阀值的重复ACK部分ACKSACK

值得注意的是SACK选项是建议性的 也就是说SACK也可能出错，但TCP保证是可靠的，所以SACK发送端不能根据SACK去清空缓冲区数据和更新计时器，只有在接收到ACK大于序列号的值时才可清除小于ACK序列号的缓存。

伪超时

有一个问题在前面一直有提到但没有细提，就是伪超时，其概念很好理解，就是当超时时间到达时包未丢失，只是传递较慢，而发送端任然进行了重传，这就是所谓的伪重传现象。要解决这个问题我们首先需要判断出现伪重传，然后才能解决伪重传

下面介绍几个检测伪重传的方法：

DSACK

即重复SACK 可在第一个SACK块中告知发送方 重复的SACK块，与通常SCAK不同，DSACK不会在多个ACK中重复，鲁棒性没有一般SACK高。 DSACK缺陷在于检测出伪超时现象需等到伪超时的包到达接收端且返回 时间较长

Eifel检测算法

Eifel检测算法是基于时间戳的，其基本思想就是当伪超时发生后检测收到的ACK 若为第一次发出数据的确认可对比其时间戳 因为时间戳是递增的 所以如果小于重传时的时间戳则发生了伪超时 这种方法相比于DSACK提前了检测超时的时间

下面是检测到后的处理

Eifel响应算法

虽然叫Eifel响应算法 但实际上和Eifel检测算法是分离的，是可以和上面提到的所有检测算法结合的，根据尽早检测到伪超时的检测方法与Eifel响应算法结合称为伪超时， 通过较迟检测到伪超时的检测方法与Eifel响应算法结合称为迟伪超时，两者的行为是不同的，但都会重新设置拥塞控制状态，且在接收到超时重传的ACK后都会更新RTO的值，因为如果伪超时已经发生，我们能做的就是调整RTO，防止下次发生，其中涉及到的拥塞控制在另一篇博客中。

重复

重复出现的不多，但也有可能出现，但比较好处理，通过SACK，可以清楚的看到每个重复的ACK中都没有失序信息，所以一定可以判断是重复信息。

以上就是TCP超时与重传方面的简单介绍 其中涉及流量控制与拥塞控制的方面会在后面几篇博客中介绍。

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