【趣谈网络协议】第12讲 | TCP协议(下):西行必定多妖孽,恒心智慧消磨难

我们前面说到玄奘西行,要出网关。既然出了网关,那就是在公网上传输数据,公网往往是不可靠的,因而需要很多的机制去保证传输的可靠性,这里面需要恒心,也即各种重传的策略,还需要有智慧,也就是说,这里面包含着大量的算法

如何做个靠谱的人?

TCP 想成为一个成熟稳重的人,成为一个靠谱的人。那一个人怎么样才算靠谱呢?咱们工作中经常就有这样的场景,比如你交代给下属一个事情以后,下属到底能不能做到,做到什么程度,什么时候能够交付,往往就会有应答,有回复。这样,处理事情的过程中,一旦有异常,你也可以尽快知道,而不是交代完之后就石沉大海,过了一个月再问,他说,啊我不记得了。

对应到网络协议上,就是客户端每发送的一个包,服务器端都应该有个回复,如果服务器端超过一定的时间没有回复,客户端就会重新发送这个包,直到有回复。

这个发送应答的过程是什么样呢?可以是上一个收到了应答,再发送下一个。这种模式有点像两个人直接打电话,你一句,我一句。但是这种方式的缺点是效率比较低。如果一方在电话那头处理的时间比较长,这一头就要干等着,双方都没办法干其他事情。咱们在日常工作中也不是这样的,不能你交代你的下属办一件事情,就一直打着电话看着他做,而是应该他按照你的安排,先将事情记录下来,办完一件回复一件。在他办事情的过程中,你还可以同时交代新的事情,这样双方就并行了。

如果使⽤这种模式,其实需要你和你的下属就不能靠脑⼦了,⽽是要都准备⼀个本⼦,你每交代下属⼀个事情,双方的本子都要记录⼀下。

当你的下属做完⼀件事情,就回复你,做完了,你就在你的本⼦上将这个事情划去。同时你的本⼦上每件事情都有时限,如果超过了时限下属还没有回复,你就要主动重新交代⼀下:上次那件事情,你还没回复我,咋样啦?

既然多件事情可以一起处理,那就需要给每个事情编个号,防止弄错了。例如,程序员平时看任务的时候,都会看 JIRA 的 ID,而不是每次都要描述一下具体的事情。在大部分情况下,对于事情的处理是按照顺序来的,先来的先处理,这就给应答和汇报工作带来了方便。等开周会的时候,每个程序员都可以将 JIRA ID 的列表拉出来,说以上的都做完了,⽽不⽤⼀个个说。

如何实现一个靠谱的协议?

TCP 协议使用的也是同样的模式。为了保证顺序性,每一个包都有一个 ID。在建立连接的时候,会商定起始的 ID 是什么,然后按照 ID 一个个发送。为了保证不丢包,对于发送的包都要进行应答,但是这个应答也不是一个一个来的,而是会应答某个之前的 ID,表示都收到了,这种模式称为累计确认或者累计应答cumulative acknowledgment)。

为了记录所有发送的包和接收的包,TCP 也需要发送端和接收端分别都有缓存来保存这些记录。发送端的缓存里是按照包的 ID 一个个排列,根据处理的情况分成四个部分。

第一部分:发送了并且已经确认的。这部分就是你交代下属的,并且也做完了的,应该划掉的。

第二部分:发送了并且尚未确认的。这部分是你交代下属的,但是还没做完的,需要等待做完的回复之后,才能划掉。

第三部分:没有发送,但是已经等待发送的。这部分是你还没有交代给下属,但是马上就要交代的。

第四部分:没有发送,并且暂时还不会发送的。这部分是你还没有交代给下属,而且暂时还不会交代给下属的。

这里面为什么要区分第三部分和第四部分呢?没交代的,一下子全交代了不就完了吗?

这就是我们上一节提到的十个词口诀里的“流量控制,把握分寸”。作为项目管理人员,你应该根据以往的工作情况和这个员工反馈的能力、抗压力等,先在心中估测一下,这个人一天能做多少工作。如果工作布置少了,就会不饱和;如果工作布置多了,他就会做不完;如果你使劲逼迫,人家可能就要辞职了。

到底一个员工能够同时处理多少事情呢?在 TCP 里,接收端会给发送端报一个窗口的大小,叫Advertised window。这个窗口的大小应该等于上面的第二部分加上第三部分,就是已经交代了没做完的加上马上要交代的。超过这个窗口的,接收端做不过来,就不能发送了。

于是,发送端需要保持下面的数据结构。

  • LastByteAcked:第一部分和第二部分的分界线
  • LastByteSent:第二部分和第三部分的分界线
  • LastByteAcked + AdvertisedWindow:第三部分和第四部分的分界线

对于接收端来讲,它的缓存里记录的内容要简单一些。

第一部分:接受并且确认过的。也就是我领导交代给我,并且我做完的。

第二部分:还没接收,但是马上就能接收的。也即是我自己的能够接受的最大工作量。

第三部分:还没接收,也没法接收的。也即超过工作量的部分,实在做不完。

对应的数据结构就像这样。

  • MaxRcvBuffer:最大缓存的量;
  • LastByteRead 之后是已经接收了,但是还没被应用层读取的;
  • NextByteExpected 是第一部分和第二部分的分界线。

第二部分的窗口有多大呢?

NextByteExpected 和 LastByteRead 的差其实是还没被应用层读取的部分占用掉的 MaxRcvBuffer 的量,我们定义为 A。

AdvertisedWindow 其实是 MaxRcvBuffer 减去 A。

也就是:AdvertisedWindow=MaxRcvBuffer-((NextByteExpected-1)-LastByteRead)。

那第二部分和第三部分的分界线在哪里呢?NextByteExpected 加 AdvertisedWindow 就是第二部分和第三部分的分界线,其实也就是 LastByteRead 加上 MaxRcvBuffer。

其中第二部分里面,由于受到的包可能不是顺序的,会出现空挡,只有和第一部分连续的,可以马上进行回复,中间空着的部分需要等待,哪怕后面的已经来了。

顺序问题与丢包问题

接下来我们结合一个例子来看。

还是刚才的图,在发送端来看,1、2、3 已经发送并确认;4、5、6、7、8、9 都是发送了还没确认;10、11、12 是还没发出的;13、14、15 是接收方没有空间,不准备发的。

在接收端来看,1、2、3、4、5 是已经完成 ACK,但是没读取的;6、7 是等待接收的;8、9 是已经接收,但是没有 ACK 的。

发送端和接收端当前的状态如下:

  • 1、2、3 没有问题,双方达成了一致。
  • 4、5 接收方说 ACK 了,但是发送方还没收到,有可能丢了,有可能在路上。
  • 6、7、8、9 肯定都发了,但是 8、9 已经到了,但是 6、7 没到,出现了乱序,缓存着但是没办法 ACK。

根据这个例子,我们可以知道,顺序问题和丢包问题都有可能发生,所以我们先来看确认与重发的机制

假设 4 的确认到了,不幸的是,5 的 ACK 丢了,6、7 的数据包丢了,这该怎么办呢?

一种方法就是超时重试,也即对每一个发送了,但是没有 ACK 的包,都有设一个定时器,超过了一定的时间,就重新尝试。但是这个超时的时间如何评估呢?这个时间不宜过短,时间必须大于往返时间 RTT,否则会引起不必要的重传。也不宜过长,这样超时时间变长,访问就变慢了。

估计往返时间,需要 TCP 通过采样 RTT 的时间,然后进行加权平均,算出一个值,而且这个值还是要不断变化的,因为网络状况不断的变化。除了采样 RTT,还要采样 RTT 的波动范围,计算出一个估计的超时时间。由于重传时间是不断变化的,我们称为自适应重传算法Adaptive Retransmission Algorithm)。

如果过一段时间,5、6、7 都超时了,就会重新发送。接收方发现 5 原来接收过,于是丢弃 5;6 收到了,发送 ACK,要求下一个是 7,7 不幸又丢了。当 7 再次超时的时候,有需要重传的时候,TCP 的策略是超时间隔加倍每当遇到一次超时重传的时候,都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍两次超时,就说明网络环境差,不宜频繁反复发送。

超时触发重传存在的问题是,超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢?

有一个可以快速重传的机制,当接收方收到一个序号大于下一个所期望的报文段时,就检测到了数据流中的一个间格,于是发送三个冗余的 ACK,客户端收到后,就在定时器过期之前,重传丢失的报文段。

例如,接收方发现 6、8、9 都已经接收了,就是 7 没来,那肯定是丢了,于是发送三个 6 的 ACK,要求下一个是 7。客户端收到 3 个,就会发现 7 的确又丢了,不等超时,马上重发。

还有一种方式称为Selective AcknowledgmentSACK)。这种方式需要在 TCP 头里加一个 SACK 的东西,可以将缓存的地图发送给发送方。例如可以发送 ACK6、SACK8、SACK9,有了地图,发送方一下子就能看出来是 7 丢了。

流量控制问题

我们再来看流量控制机制,在对于包的确认中,同时会携带一个窗口的大小。

我们先假设窗口不变的情况,窗口始终为 9。4 的确认来的时候,会右移一个,这个时候第 13 个包也可以发送了。

这个时候,假设发送端发送过猛,会将第三部分的 10、11、12、13 全部发送完毕,之后就停止发送了,未发送可发送部分为 0。

当对于包 5 的确认到达的时候,在客户端相当于窗口再滑动了一格,这个时候,才可以有更多的包可以发送了,例如第 14 个包才可以发送。

如果接收方实在处理的太慢,导致缓存中没有空间了,可以通过确认信息修改窗口的大小,甚至可以设置为 0,则发送方将暂时停止发送。

我们假设一个极端情况,接收端的应用一直不读取缓存中的数据,当数据包 6 确认后,窗口大小就不能再是 9 了,就要缩小一个变为 8。

这个新的窗口 8 通过 6 的确认消息到达发送端的时候,你会发现窗口没有平行右移,而是仅仅左面的边右移了,窗口的大小从 9 改成了 8。

如果接收端还是一直不处理数据,则随着确认的包越来越多,窗口越来越小,直到为 0。

当这个窗口通过包 14 的确认到达发送端的时候,发送端的窗口也调整为 0,停止发送。

如果这样的话,发送方会定时发送窗口探测数据包,看是否有机会调整窗口的大小。当接收方比较慢的时候,要防止低能窗口综合征,别空出一个字节来就赶快告诉发送方,然后马上又填满了,可以当窗口太小的时候,不更新窗口,直到达到一定大小,或者缓冲区一半为空,才更新窗口。

这就是我们常说的流量控制。

拥塞控制问题

最后,我们看一下拥塞控制的问题,也是通过窗口的大小来控制的,前面的滑动窗口 rwnd 是怕发送方把接收方缓存塞满,而拥塞窗口 cwnd,是怕把网络塞满。

这里有一个公式 LastByteSent – LastByteAcked <= min {cwnd, rwnd} ,是拥塞窗口和滑动窗口共同控制发送的速度。

那发送方怎么判断网络是不是满呢?这其实是个挺难的事情,因为对于 TCP 协议来讲,他压根不知道整个网络路径都会经历什么,对他来讲就是一个黑盒。TCP 发送包常被比喻为往一个水管里面灌水,而 TCP 的拥塞控制就是在不堵塞,不丢包的情况下,尽量发挥带宽。

水管有粗细,网络有带宽,也即每秒钟能够发送多少数据;水管有长度,端到端有时延。在理想状态下,水管里面水的量 = 水管粗细 x 水管长度。对于到网络上,通道的容量 = 带宽 × 往返延迟。

如果我们设置发送窗口,使得发送但未确认的包为为通道的容量,就能够撑满整个管道。

如图所示,假设往返时间为 8s,去 4s,回 4s,每秒发送一个包,每个包 1024byte。已经过去了 8s,则 8 个包都发出去了,其中前 4 个包已经到达接收端,但是 ACK 还没有返回,不能算发送成功。5-8 后四个包还在路上,还没被接收。这个时候,整个管道正好撑满,在发送端,已发送未确认的为 8 个包,正好等于带宽,也即每秒发送 1 个包,乘以来回时间 8s。

如果我们在这个基础上再调大窗口,使得单位时间内更多的包可以发送,会出现什么现象呢?

我们来想,原来发送一个包,从一端到达另一端,假设一共经过四个设备,每个设备处理一个包时间耗费 1s,所以到达另一端需要耗费 4s,如果发送的更加快速,则单位时间内,会有更多的包到达这些中间设备,这些设备还是只能每秒处理一个包的话,多出来的包就会被丢弃,这是我们不想看到的。

这个时候,我们可以想其他的办法,例如这个四个设备本来每秒处理一个包,但是我们在这些设备上加缓存,处理不过来的在队列里面排着,这样包就不会丢失,但是缺点是会增加时延,这个缓存的包,4s 肯定到达不了接收端了,如果时延达到一定程度,就会超时重传,也是我们不想看到的。

于是 TCP 的拥塞控制主要来避免两种现象,包丢失超时重传。一旦出现了这些现象就说明,发送速度太快了,要慢一点。但是一开始我怎么知道速度多快呢,我怎么知道应该把窗口调整到多大呢?

如果我们通过漏斗往瓶子里灌水,我们就知道,不能一桶水一下子倒进去,肯定会溅出来,要一开始慢慢的倒,然后发现总能够倒进去,就可以越倒越快。这叫作慢启动。

一条 TCP 连接开始,cwnd 设置为一个报文段,一次只能发送一个;当收到这一个确认的时候,cwnd 加一,于是一次能够发送两个;当这两个的确认到来的时候,每个确认 cwnd 加一,两个确认 cwnd 加二,于是一次能够发送四个;当这四个的确认到来的时候,每个确认 cwnd 加一,四个确认 cwnd 加四,于是一次能够发送八个。可以看出这是指数性的增长

涨到什么时候是个头呢?有一个值 ssthresh 为 65535 个字节,当超过这个值的时候,就要小心一点了,不能倒这么快了,可能快满了,再慢下来。

每收到一个确认后,cwnd 增加 1/cwnd,我们接着上面的过程来,一次发送八个,当八个确认到来的时候,每个确认增加 1/8,八个确认一共 cwnd 增加 1,于是一次能够发送九个,变成了线性增长。

但是线性增长还是增长,还是越来越多,直到有一天,水满则溢,出现了拥塞,这时候一般就会一下子降低倒水的速度,等待溢出的水慢慢渗下去。

拥塞的一种表现形式是丢包,需要超时重传,这个时候,将 sshresh 设为 cwnd/2,将 cwnd 设为 1,重新开始慢启动。这真是一旦超时重传,马上回到解放前。但是这种方式太激进了,将一个高速的传输速度一下子停了下来,会造成网络卡顿。

前面我们讲过快速重传算法。当接收端发现丢了一个中间包的时候,发送三次前一个包的 ACK,于是发送端就会快速的重传,不必等待超时再重传。TCP 认为这种情况不严重,因为大部分没丢,只丢了一小部分,cwnd 减半为 cwnd/2,然后 sshthresh = cwnd,当三个包返回的时候,cwnd = sshthresh + 3,也就是没有一夜回到解放前,而是还在比较高的值,呈线性增长。

就像前面说的一样,正是这种知进退,使得时延很重要的情况下,反而降低了速度。但是如果你仔细想一下,TCP 的拥塞控制主要来避免的两个现象都是有问题的。

第一个问题是丢包并不代表着通道满了,也可能是管子本来就漏水。例如公网上带宽不满也会丢包,这个时候就认为拥塞了,退缩了,其实是不对的。

第二个问题是 TCP 的拥塞控制要等到将中间设备都填充满了,才发生丢包,从而降低速度,这时候已经晚了。其实 TCP 只要填满管道就可以了,不应该接着填,直到连缓存也填满。

为了优化这两个问题,后来有了TCP BBR 拥塞算法。它企图找到一个平衡点,就是通过不断的加快发送速度,将管道填满,但是不要填满中间设备的缓存,因为这样时延会增加,在这个平衡点可以很好的达到高带宽和低时延的平衡。

小结

好了,这一节我们就到这里,总结一下:

  • 顺序问题、丢包问题、流量控制都是通过滑动窗口来解决的,这其实就相当于你领导和你的工作备忘录,布置过的工作要有编号,干完了有反馈,活不能派太多,也不能太少;
  • 拥塞控制是通过拥塞窗口来解决的,相当于往管道里面倒水,快了容易溢出,慢了浪费带宽,要摸着石头过河,找到最优值。

 

 

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