参考：

小林 coding : https://xiaolincoding.com/network/3_tcp/tcp_feature.html

重传机制

常见的重传机制：

超时重传：发送方在 RTO 内发送方没有收到接收方的 ack 确认应答报文。问题：超时周期可能相对较长
快速重传：接收方接收ack的顺序不对快速重传，发送方收到三个相同的 ack 时重传。问题：不知道重传快速重传阶段的哪些报文
- 只重传【三次重复 ack 的那一个报文】，效率低，在这之后丢失的还要继续三次快速重传过程；
- 重传【三次重复 ack 后的所有报文】，则可能重复发送已成功接收的。
SACK：通过 sack 字段将【快速重传阶段】【已成功接收的数据段】告诉发送方，这样发送方只重传【快速重传阶段】【ack 三次那个以及之后没接收的】数据段。
D-SACK：使用了 SACK 来告诉「发送方」有哪些数据被重复接收了。

超时重传

重传机制的其中一个方式，就是在发送数据时，设定一个定时器，当超过指定的时间后，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。

而以下两种情况会收不到对方的 ACK 确认应答。即 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

超时重传时间 RTO 的选择

RTT 指的是数据发送时刻到接收到确认的时刻的差值，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。

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:

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。

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。

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。

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，因为网络状况不断地变化。
除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，这样就避免如果 RTT 有一个大的波动的话，很难被发现的情况。

RFC6289 建议使用以下的公式计算 RTO：

在 Linux 下，α = 0.125，β = 0.25， μ = 1，∂ = 4。别问怎么来的，问就是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。

快速重传

Seq2 因为某些原因没收到，Seq3 先到达了，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 还是没有收到；

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，是重传一个，还是重传所有的问题。

举个例子，假设发送方发了 6 个数据，编号的顺序是 Seq1 ~ Seq6 ，但是 Seq2、Seq3 都丢失了，那么接收方在收到 Seq4、Seq5、Seq6 时，都是回复 ACK2 给发送方，但是发送方并不清楚这连续的 ACK2 是接收方收到哪个报文而回复的。那是选择重传 Seq2 一个报文，还是重传 Seq2 之后已发送的所有报文呢（Seq2、Seq3、 Seq4、Seq5、 Seq6）呢？

如果只选择重传 Seq2 一个报文，那么重传的效率很低。因为对于丢失的 Seq3 报文，还得在后续收到三个重复的 ACK3 才能触发重传。
如果选择重传 Seq2 之后已发送的所有报文，虽然能同时重传已丢失的 Seq2 和 Seq3 报文，但是 Seq4、Seq5、Seq6 的报文是已经被接收过了，对于重传 Seq4 ～Seq6 折部分数据相当于做了一次无用功，浪费资源。

可以看到，不管是重传一个报文，还是重传已发送的报文，都存在问题。

为了解决不知道该重传哪些 TCP 报文，于是就有 SACK 方法。

SACK 方法（ Selective Acknowledgment，选择性确认）

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）。

这种方式需要在 TCP 头部「选项」字段里加一个 SACK 的东西，它可以将已收到的数据的信息发送给「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。

Duplicate SACK （D SACK）

Duplicate SACK 又称 D-SACK，其主要使用了 SACK 来告诉「发送方」有哪些数据被重复接收了。

在 Linux 下可以通过 net.ipv4.tcp_dsack 参数开启/关闭这个功能（Linux 2.4 后默认打开）。

例子一：ACK 丢包导致重复接收

ack 丢失，导致发送方超时重传，导致接收方重复接收

例子二：网络延时导致重复接收

发送方的上一个包被网络延时，下一个包比它早到达，接收方快速重传后发送方重发，重发完了网络延时的那个包又到了。导致接收方重复接收。

可见，D-SACK 有这么几个好处：

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;
可以知道是不是「发送方」的数据包被网络延迟了;
可以知道网络中是不是把「发送方」的数据包给复制了;

滑动窗口

引入原因

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，再发送下一个。

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

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：

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者累计应答。

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。

所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。

发送方的滑动窗口

已发送但是还未收到ACK确认的数据会占据滑动窗口的大小

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 个字节的数据被应答确认，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。