TCP使用四种定时器

TCP协议保持连接的方法与实现技巧一. 简介TCP（Transmission Control Protocol）是互联网通信协议中最常用的一种，它提供了可靠的、面向连接的通信机制。

在TCP连接中，保持连接的稳定性是至关重要的，本文将探讨TCP协议的保持连接的方法与实现技巧。

二. 超时重传机制一种常见的保持TCP连接的方法是使用超时重传机制。

在TCP连接中，发送方发送数据包后，会启动一个定时器，等待接收方的确认应答。

如果在一定时间内未收到确认，发送方会假设数据包丢失，触发超时重传，重新发送数据包。

通过超时重传机制，可以确保数据的可靠传输，从而保持连接的稳定性。

三. 心跳机制另一种常用的保持TCP连接的方法是使用心跳机制。

心跳机制是指发送方定期发送小型数据包给接收方，以确保连接的有效性。

接收方收到心跳包后，会对其进行确认，以示连接仍然活跃。

四. keepalive参数设置TCP协议提供了一个keepalive参数，可以用于保持连接的稳定性。

通过设置keepalive参数，可以让操作系统在一定时间内检测连接的有效性。

当检测到连接失效时，操作系统会主动关闭连接，从而保持连接的稳定性。

五. 适当调整TCP连接超时时间TCP连接的超时时间是指在没有数据交换时，连接保持的时间长度。

在实际应用中，根据网络环境和数据传输需求的不同，可以适当调整TCP连接的超时时间，以提高连接的稳定性。

较长的超时时间可以减少连接的频繁建立和断开，但会增加连接的延迟；较短的超时时间可以提高连接的响应速度，但可能导致连接的不稳定。

因此，根据具体情况，需要权衡这两个因素，来确定适当的超时时间。

六. 使用连接池技术在实际应用中，经常需要同时与多个服务器建立TCP连接。

为了提高性能和效率，可以使用连接池技术来管理这些连接。

连接池是一个预先创建的连接的集合，当需要与服务器建立连接时，可以直接从连接池中获取连接，而无需建立新的连接。

通过连接池技术，可以减少连接的创建和断开操作，提高连接的复用率，从而提高连接的稳定性。

什么是HTTPKeep-Alive呢？在通过调试⼯具查看⽹络请求的时候，通常在response header能看到类似下⾯这种：Keep-Alive: timeout=10, max=94 。

那么Keep-Alive到底是什么呢？HTTP Keep-Alive在http早期，每个http请求都要求打开⼀个tpc socket连接，并且使⽤⼀次之后就断开这个tcp连接。

使⽤keep-alive可以改善这种状态，即在⼀次TCP连接中可以持续发送多份数据⽽不会断开连接。

通过使⽤keep-alive机制，可以减少tcp连接建⽴次数，也意味着可以减少TIME_WAIT状态连接，以此提⾼性能和提⾼httpd服务器的吞吐率(更少的tcp连接意味着更少的系统内核调⽤,socket的accept()和close()调⽤)。

但是，并不是免费的午餐,长时间的tcp连接容易导致系统资源⽆效占⽤。

配置不当的keep-alive，有时⽐重复利⽤连接带来的损失还更⼤。

所以，正确地设置keep-alive timeout时间⾮常重要。

keepalvie timeoutHttpd守护进程，⼀般都提供了keep-alive timeout时间设置参数。

⽐如nginx的keepalive_timeout，和Apache的KeepAliveTimeout。

这个keepalive_timout时间值意味着：⼀个http产⽣的tcp连接在传送完最后⼀个响应后，还需要hold住keepalive_timeout秒后，才开始关闭这个连接。

当httpd守护进程发送完⼀个响应后，理应马上主动关闭相应的tcp连接，设置 keepalive_timeout后，httpd守护进程会想说：”再等等吧，看看浏览器还有没有请求过来”，这⼀等，便是keepalive_timeout时间。

如果守护进程在这个等待的时间⾥，⼀直没有收到浏览发过来http请求，则关闭这个http连接。

众所周知，Windows 是基于消息机制的系统，任何事件的执行都是通过发送和接收消息来完成的。

这样就带来了一些问题，如一旦计算机的CPU被某个进程占用，或系统资源紧张时，发送到消息队列中的消息就暂时被挂起，得不到实时处理。

因此，不能简单地通过Windows消息引发一个对定时要求严格的事件。

另外，由于在Windows中已经封装了计算机底层硬件的访问，所以，要想通过直接利用访问硬件来完成精确定时，也比较困难。

所以在实际应用时，应针对具体定时精度的要求，采取相适应的定时方法。

VC中提供了很多关于时间操作的函数，利用它们控制程序能够精确地完成定时和计时操作。

本文详细介绍了VC中基于Windows的精确定时的七种方式，如下图所示：图一图像描述方式一：VC中的WM_TIMER消息映射能进行简单的时间控制。

首先调用函数SetTimer()设置定时间隔，如SetTimer(0,200,NULL)即为设置200ms 的时间间隔。

然后在应用程序中增加定时响应函数OnTimer()，并在该函数中添加响应的处理语句，用来完成到达定时时间的操作。

这种定时方法非常简单，可以实现一定的定时功能，但其定时功能如同Sleep()函数的延时功能一样，精度非常低，最小计时精度仅为30ms，CPU占用低，且定时器消息在多任务操作系统中的优先级很低，不能得到及时响应，往往不能满足实时控制环境下的应用。

只可以用来实现诸如位图的动态显示等对定时精度要求不高的情况。

如示例工程中的Timer1。

方式二：VC中使用sleep()函数实现延时，它的单位是ms，如延时2秒，用sleep(2000)。

精度非常低，最小计时精度仅为30ms，用sleep函数的不利处在于延时期间不能处理其他的消息，如果时间太长，就好象死机一样，CPU占用率非常高，只能用于要求不高的延时程序中。

如示例工程中的Timer2。

方式三：利用COleDateTime类和COleDateTimeSpan类结合WINDOWS的消息处理过程来实现秒级延时。

计算机专业基础综合（计算机网络）模拟试卷4(总分：114.00，做题时间：90分钟)一、单项选择题(总题数：41，分数：82.00)1.单项选择题1-40小题。

下列每题给出的四个选项中，只有一个选项是最符合题目要求的。

（分数：2.00）__________________________________________________________________________________________ 解析：2.在TCP／IP模型中，主机采用( )标识，运行在主机上的应用程序采用( )标识。

（分数：2.00）A.端口号，主机地址B.主机地址，IP地址C.IP地址，主机地址D.IP电址，端口号√解析：解析：在TCP／IP模型中，IP地址用来标识主机，使用IP地址来完成数据包的路由。

而端口号则存在于传输层的头部中，用来标识主机上的不同进程。

3.UDP端口号分为3类，即熟知端口号、注册端口号和( )。

（分数：2.00）A.永久端口号B.确认端口号C.客户端口号D.临时端口号√解析：解析：UDP端口号有熟知端口号、注册端口号和临时端口号。

4.TCP协议规定HTTP( )进程的端口号为80。

（分数：2.00）A.客户B.分布C.服务器√D.主机解析：解析：TCP协议规定在HTTP协议中80端口号代表的是服务器进程。

5.计算机网络最本质的活动是分布在不同地理位置的主机之间的( )。

（分数：2.00）A.数据交换B.网络连接C.进程通信√D.网络服务解析：解析：计算机的通信是指两个计算机中的进程之间的通信。

6.设TCP使用的最大窗口为64 KB，即64×1024字节，而传输信道的带宽可认为是不受限制的。

若报文段的平均时延为20 ms，则最大的吞吐量是( )。

（分数：2.00）A.25．88 Mb／sB.24．88 Mb／sC.26．21 Mb／s √D.27．21 Mb／s解析：解析：在报文段平均往返时延20 ms内，发送方最多能发送64×1 024×8 b，所以最大的吞吐量=64×1024×8／(20×10 -3 )=26 214 400 b／s=26．21 Mb／s。

《计算机网络与通信》复习资料课后习题答案选择题第一章1、局域网与广域网的互联是通过（B）来实现的。

A: 通信子网B、路由器 C、城域网 D、电话交换网2、计算机网络是计算机技术与（C）技术密切结合的产物A:交换机 B、硬件C、通信 D、自动控制3、20世纪60年代，美国国防部高级研究中心提出的网络研究课题的名称为（D）A、WANB、LANC、TCP/IPD、ARPAnet第二章1、波特率等于（B）A、每秒传输的比特数B、每秒传输的周期数C、每秒传输的脉冲数D、每秒传输的字节数2、在传输介质中，带宽最大、信号衰减最小、抗干扰能力最强的是(B )A、双绞线B、光纤C、同轴电缆D、无线信道3、两台计算机利用电话线传输数据时需要的设备是（D）A、网卡B、中级器C、集线器D、调制解调器4、将信道总频带划分为若干个子信道，每个子信道传输一路模拟信号，即为(B )A、时分多路B、频分多路C、波分多路D、统计时分多路5、一种载波信号相位移动来表示数字数据的调制方法称为（A）键控法A、相移B、幅移C、频移D、混合6、报文交换与分组交换相比，报文交换（B ）A、有利于迅速纠错B、出错时需重传整个报文C、把报文分成若干分组D、出错时不需要重传整个报文7、用CRC发现报文分组出错，用（D）方法纠错A、由信宿纠错B、忽略C、按位纠错D、丢弃重传第三章1、TCP/IP协议将（A）合并到应用层A、表示层、会话层B、物理层和网络层C、传输层、会话层2、计算机网络协议的含义是（D）A、语法B、语义C、同步D、为进行数据交换与处理所建立的标准、规则3、在TCP/IP中，地址解析协议协议和逆向地址解析协议属于（B）A、应用层B、网络层C、传输层第四章1、关于物理层的描述中，错误的是：( D )A、物理层处于网络参考模型的最低层，直接与传输介质相连。

B、物理层设计时主要考虑如何在连接开放系统的传输介质上传输各种数据的比特流C、设置物理层的目的是为数据链路层屏蔽传输介质与设备的差异D、物理层的传输可靠性靠自己解决。

tcp_user_timeout 工作原理TCP（Transmission Control Protocol）是一种面向连接的传输层协议，它提供可靠的、有序的、基于字节流的数据传输。

在TCP中，有一个重要的概念叫做"用户超时"（user timeout），它是指当TCP连接中的双方长时间没有数据交互时，TCP会认为连接已经失效并主动关闭连接。

用户超时的工作原理主要涉及以下几个方面：连接状态、超时计时器和超时时间。

首先，让我们了解一下TCP连接的状态。

TCP连接的生命周期可以分为三个主要阶段：建立连接、数据传输和关闭连接。

在建立连接阶段，TCP客户端和服务端通过"三次握手"建立了连接，并进入了已连接的状态。

在数据传输阶段，双方通过TCP的滑动窗口协议进行数据的传输和确认。

最后，在关闭连接阶段，双方通过"四次握手"关闭连接。

在数据传输阶段，TCP会根据数据的传输情况来动态调整超时时间。

当TCP发送数据时，如果收到了对方的确认（ACK），则认为连接是活动的，并重置超时计时器。

如果超过了超时时间仍未收到对方的确认，则认为连接可能已经失效，TCP会尝试重新发送数据。

如果尝试的次数达到了一定的阈值（通常是3次），仍未收到确认，则TCP将认为连接已经失效并主动关闭连接。

那么，超时计时器是如何工作的呢？每个TCP连接都有一个独立的超时计时器。

当建立连接时，TCP会根据一些启发式算法（如RTT估计）来设置初始的超时时间。

随着时间的推移和数据的传输，超时时间可能会进行调整。

一般情况下，每次收到一个新的确认时，TCP会根据当前的网络状况来调整超时时间。

具体的调整算法可能因TCP实现的不同而有所差异，但是通常会根据当前的RTT估计和一些乘法因子来进行调整。

当超过了超时时间仍未收到确认时，TCP会认为连接可能已经失效，并执行相应的处理。

最后，超时时间是如何确定的呢？超时时间的确定是一个复杂的问题，需要考虑到网络状况的变化、传输时延的波动以及应用程序的需求等因素。

TCP四种定时器（重传定时器，坚持计时器，保活定时器，时间等待计时器）TCP 四种定时器重传定时器主要为了防⽌报⽂丢失或者阻塞。

当A向B发送报⽂时，就会启动重传定时器，若在定时器到达之后，仍没有收到B的确认报⽂，则A会重新发送上次发送的报⽂。

同时，令重传定时器复位。

继续计时。

坚持计时器此计时器针对下⾯场景：当B向A发送了0窗⼝报⽂，B此时已经没有空间接受A发送的数据了，通知A停⽌发送。

A在收到后即停⽌发送，等待⼀段时间后，B有了⼀些空间，可以继续接收了。

此时再向A发送⾮0窗⼝报⽂。

如果此⾮0窗⼝报⽂在⽹络中阻塞或者丢失了,那么A将永远以为B没有空间接收数据，B也永远在等待A发来的数据。

这样就会造成死锁的局⾯。

在A接收到B发送的0窗⼝报⽂后，就设⽴坚持定时器，当定时器到达后，A就像B发送⼀个探测报⽂。

B收到探测报⽂后会给出A确认报⽂。

* 确认报⽂中的窗⼝值不是0，则死锁局⾯打开。

* 确认报⽂中的窗⼝值是0，则重置坚持定时器，并将时间翻倍，但是最⼤不能超过60秒。

（到达60后，以后都是60秒）* A在发送探测报⽂后，启动重传定时器，若没有收到B的确认报⽂，则重传探测报⽂。

保活定时器应⽤场景：客户机因为某些故障退出，⽽服务器并不知道，还在⼀直等待客户机发来的数据，这样就⽩⽩浪费了计算机资源。

在服务器端设置保活计时器，服务器每收到客户机的⼀次消息，就重置保活计时器，时间通常为2⼩时。

若2个⼩时都没有收到客户机发来的消息，服务器就像客户机发送⼀个探测报⽂，以后每隔75分钟发送⼀次。

若连续发送了10个探测报⽂后客户机仍⽆响应，则服务器就会认为客户机故障，并断开这次连接。

时间等待计时器时间等待及时器⽤于TCP“四次挥⼿”阶段。

当客户端向服务器发送最后⼀次确认报⽂时，就设定⼀个时间等待及时器，等待2MSL时间后再结束连接。

MSL：最长报⽂段寿命，⼤⼩为30s~2分钟。

根据不同的应⽤有不同的设置。

客户机为什么要等待2MSL时间？①为了保证服务器能够收到客户机发送的最后⼀个确认报⽂。

netstat timer详解Netstat Timer详解什么是netstat timer？Netstat timer是一种用于计算网络连接状态的时间器。

在计算机网络中，连接会根据其使用和空闲时间而被分为不同的状态。

Netstat timer就是用来记录和管理这些状态的时间信息。

主要的netstat timer参数在netstat timer中，主要有以下参数：1.tcp_keepalive_time：此参数表示通信双方中其中一方可以维持一个空闲连接的时间（以秒为单位）。

如果达到此时间，连接就会被终止。

2.tcp_keepalive_intvl：此参数表示当连接处于空闲状态时，每隔一段时间（以秒为单位）就会发送一个心跳包来检测连接是否仍然活跃。

3.tcp_keepalive_probes：此参数表示当连接处于空闲状态时，连续发送心跳包而没有收到响应的次数。

达到一定次数后，连接就会被认定为断开。

netstat timer的作用Netstat timer主要有以下几个作用：1.保持连接活动：通过设置适当的tcp_keepalive_time和tcp_keepalive_intvl参数，可以保持连接的活跃状态，避免连接因长时间的空闲而被终止。

2.检测连接断开：通过设置tcp_keepalive_probes参数，可以探测到连接是否断开。

一旦达到指定的次数，就可以判断连接是否已经失效。

3.优化网络性能：通过合理的调整netstat timer参数，可以减少网络连接的建立和终止次数，从而提高网络性能和资源利用率。

如何使用netstat timer？要使用netstat timer，可以按照以下步骤进行设置：1.打开终端窗口或命令提示符。

2.输入命令netstat -o来查看当前的网络连接状态和对应的进程ID。

3.根据需要，使用命令netsh interface tcp set global <参数名>=<参数值>来设置相应的netstat timer参数。

tcp超时重传机制原理TCP中有四种计时器（Timer），分别为：1.重传计时器：Retransmission Timer2.坚持计时器：Persistent Timer3.保活计时器：Keeplive Timer4.时间等待计时器：Timer_Wait Timer（1）重传计时器大家都知道TCP是保证数据可靠传输的。

怎么保证呢？带确认的重传机制。

在滑动窗口协议中，接受窗口会在连续收到的包序列中的最后一个包向接收端发送一个ACK，当网络拥堵的时候，发送端的数据包和接收端的ACK包都有可能丢失。

TCP为了保证数据可靠传输，就规定在重传的“时间片”到了以后，如果还没有收到对方的ACK，就重发此包，以避免陷入无限等待中。

当TCP发送报文段时，就创建该特定报文的重传计时器。

可能发生两种情况：1.若在计时器截止时间到之前收到了对此特定报文段的确认，则撤销此计时器。

2.若在收到了对此特定报文段的确认之前计时器截止时间到，则重传此报文段，并将计时器复位。

（2）持久计时器先来考虑一下情景：发送端向接收端发送数据包知道接受窗口填满了，然后接受窗口告诉发送方接受窗口填满了停止发送数据。

此时的状态称为“零窗口”状态，发送端和接收端窗口大小均为0.直到接受TCP发送确认并宣布一个非零的窗口大小。

但这个确认会丢失。

我们知道TCP中，对确认是不需要发送确认的。

若确认丢失了，接受TCP并不知道，而是会认为他已经完成了任务，并等待着发送TCP接着会发送更多的报文段。

但发送TCP由于没有收到确认，就等待对方发送确认来通知窗口大小。

双方的TCP都在永远的等待着对方。

要打开这种死锁，TCP为每一个链接使用一个持久计时器。

当发送TCP收到窗口大小为0的确认时，就坚持启动计时器。

当坚持计时器期限到时，发送TCP就发送一个特殊的报文段，叫做探测报文。

这个报文段只有一个字节的数据。

他有一个序号，但他的序号永远不需要确认；甚至在计算机对其他部分的数据的确认时该序号也被忽略。

TCP包头分析2010-05-25 10:06SYN同步序号，用来发起一个连接。

syn位用于建立连接的过程（如TCP三次握手）。

ACK建立连接和数据发送，关闭连接都用。

ack位被设置为1表示ack_seq是有效的。

如果ack为0，则该数据段不包含确认信息，所以，ack_seq域应该被忽略。

RST连接异常。

FIN用于释放一个连接。

它表示发送方已经没有数据要传输了。

SEQ等于该主机选择本次连接的初始序号加上报文段中第一个字节在整个数据流中的序号。

在连接建立的时候，会随机选择一个初始序号。

序号是32 bit的无符号数。

WINDOW16 位滑动窗口的大小，单位为字节。

接受方用来通知发送方接受 buffer 的大小，发送方不能过分的发送，导致接受方的 buffer 溢出。

PSH接收方在收到数据后应立即请求将数据递交给应用程序，而不是将它缓冲起来直到整个缓冲区接收满为止(这样做的目的可能是为了效率的原因)URG发送紧急数据。

这个设施可以代替中断信息。

TCP 的重传机制 Go-Back-N接受方不断发送 ACK 信息和 32 位的 acknowledge seq number，用来通知发送方，期望接收到数据包的序号，同时也表示已经正确接收的数据。

acknowledge seq number 不一定要连续。

Delayed ACKTCP 并不是对收到的数据立即发送 ACK 信息，而是希望ACK 信息随着数据一起发送。

如果在 200 ms 内，没有数据需要发送，那么就发送一个不含数据的 ACK 数据包。

这个数据包不应该增加 TCP 的顺序编号，接受方应该从数据长度上判断出这个包是一个控制包。

还有一种算法是如果接收到一个数据包之后，启动一个计时器，在计时器超时之前没有可供piggy back 的数据发送，那么就发送一个纯 ACK ，一个不带数据包的 ACK 消息。

滑动窗口当收到 ACK 的时候，发送方的窗口变大，也叫开窗，当发送数据的时候，发送方的窗口变小，也叫关窗。

79、TCP四⼤拥塞控制算法总结？（极其重要）四⼤算法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。

慢热启动算法 – Slow Start所谓慢启动，也就是TCP连接刚建⽴，⼀点⼀点地提速，试探⼀下⽹络的承受能⼒，以免直接扰乱了⽹络通道的秩序。

慢启动算法：1) 连接建好的开始先初始化拥塞窗⼝cwnd⼤⼩为1，表明可以传⼀个MSS⼤⼩的数据。

2) 每当收到⼀个ACK，cwnd⼤⼩加⼀，呈线性上升。

3) 每当过了⼀个往返延迟时间RTT(Round-Trip Time)，cwnd⼤⼩直接翻倍，乘以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）拥塞避免算法 – Congestion Avoidance如同前边说的，当拥塞窗⼝⼤⼩cwnd⼤于等于慢启动阈值ssthresh后，就进⼊拥塞避免算法。

算法如下：1) 收到⼀个ACK，则cwnd = cwnd + 1 / cwnd2) 每当过了⼀个往返延迟时间RTT，cwnd⼤⼩加⼀。

过了慢启动阈值后，拥塞避免算法可以避免窗⼝增长过快导致窗⼝拥塞，⽽是缓慢的增加调整到⽹络的最佳值。

拥塞发⽣状态时的算法⼀般来说，TCP拥塞控制默认认为⽹络丢包是由于⽹络拥塞导致的，所以⼀般的TCP拥塞控制算法以丢包为⽹络进⼊拥塞状态的信号。

对于丢包有两种判定⽅式，⼀种是超时重传RTO[Retransmission Timeout]超时，另⼀个是收到三个重复确认ACK。

超时重传是TCP协议保证数据可靠性的⼀个重要机制，其原理是在发送⼀个数据以后就开启⼀个计时器，在⼀定时间内如果没有得到发送数据报的ACK报⽂，那么就重新发送数据，直到发送成功为⽌。

TCPIP详解--发送ACK和RST的场景在有以下⼏种情景，TCP会把ack包发出去：1.收到1个包，启动200ms定时器，等到200ms的定时器到点了（第⼆个包没来），于是对这个包的确认ack被发送。

这叫做“延迟发送”；2.收到1个包，启动200ms定时器，200ms定时器还没到，第⼆个数据包⼜来了（两个数据包⼀个ack）；3.收到1个包，启动200ms定时器，还没超时，正好要给对⽅发点内容。

于是对这个包的确认ack就跟着捎过去。

这叫做“捎带发送”；4.每当TCP接收到⼀个超出期望序号的失序数据时，它总是发送⼀个确认序号为其期望序号的ACK；5.窗⼝更新或者也叫做打开窗⼝（接收端窗⼝达到最⼤的时候，接收缓存中的数据全部推向进程导致接收缓存为空），通知发送端可以继续发送；6.正常情况下对对⽅保活探针的响应，详见TCP keepalive有以下情况会发送RST包1.connect⼀个不存在的端⼝；2.向⼀个已经关掉的连接send数据；3.向⼀个已经崩溃的对端发送数据（连接之前已经被建⽴）；4.close(sockfd)时，直接丢弃接收缓冲区未读取的数据，并给对⽅发⼀个RST。

这个是由SO_LINGER选项来控制的；5.a重启，收到b的保活探针，a发rst，通知b。

TCP socket在任何状态下，只要收到RST包，即可进⼊CLOSED初始状态。

值得注意的是RST报⽂段不会导致另⼀端产⽣任何响应，另⼀端根本不进⾏确认。

收到RST的⼀⽅将终⽌该连接。

程序⾏为如下：阻塞模型下，内核⽆法主动通知应⽤层出错，只有应⽤层主动调⽤read()或者write()这样的IO系统调⽤时，内核才会利⽤出错来通知应⽤层对端RST。

⾮阻塞模型下，select或者epoll会返回sockfd可读,应⽤层对其进⾏读取时，read()会报错RST。

TCP超时与重传机制TCP超时与重传机制 TCP协议是⼀种⾯向连接的可靠的传输层协议，它保证了数据的可靠传输，对于⼀些出错，超时丢包等问题TCP设计的超时与重传机制。

其基本原理：在发送⼀个数据之后，就开启⼀个定时器，若是在这个时间内没有收到发送数据的ACK确认报⽂，则对该报⽂进⾏重传，在达到⼀定次数还没有成功时放弃并发送⼀个复位信号。

这⾥⽐较重要的是重传超时时间，怎样设置这个定时器的时间（RTO），从⽽保证对⽹络资源最⼩的浪费。

因为若RTO 太⼩，可能有些报⽂只是遇到拥堵或⽹络不好延迟较⼤⽽已，这样就会造成不必要的重传。

太⼤的话，使发送端需要等待过长的时间才能发现数据丢失，影响⽹络传输效率。

由于不同的⽹络情况不⼀样，不可能设置⼀样的RTO，实际中RTO是根据⽹络中的RTT（传输往返时间）来⾃适应调整的。

具体关系参考相关算法。

通过图来了解重传机制：从图可以知道，发送⽅连续发送3个数据包，其中第⼆个丢失，没有被接收到，因此不会返回对应的ACK，没发送⼀个数据包，就启动⼀个定时器，当第⼆个包的定时器溢出了还没有收到ack，这时就进⾏重传。

TCP慢启动 慢启动是TCP的⼀个拥塞控制机制，慢启动算法的基本思想是当TCP开始在⼀个⽹络中传输数据或发现数据丢失并开始重发时，⾸先慢慢的对⽹路实际容量进⾏试探，避免由于发送了过量的数据⽽导致阻塞。

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（即另⼀端通告的报⽂段⼤⼩）。

每收到⼀个ACK，拥塞窗⼝就增加⼀个报⽂段（cwnd以字节为单位，但是慢启动以报⽂段⼤⼩为单位进⾏增加）。

发送⽅取拥塞窗⼝与通告窗⼝中的最⼩值作为发送上限。

拥塞窗⼝是发送⽅使⽤的流量控制，⽽通告窗⼝则是接收⽅使⽤的流量控制。

发送⽅开始时发送⼀个报⽂段，然后等待ACK。

TCP系列32—窗⼝管理流控—6、TCPzerowindows和persisttimer⼀、简介我们之前介绍过，TCP报⽂中的window size表⽰发出这个报⽂的⼀端准备多少bytes的数据，当TCP的⼀端⼀直接收数据，但是应⽤层没有及时读取的话，数据⼀直在TCP模块中缓存，最终受限于接收缓存的⼤⼩，window size会变为0，此时我们称呼这个接收窗⼝为零窗(zero window)，对端也不能在发送更多的数据。

如果随后本端应⽤层从TCP接收缓存中读取了⾜够数据，TCP模块有了⾜够的新的接收缓存的时候，就会发送⼀个TCP报⽂，并带有⼀个有效⾮零的Window size来指⽰对端⾃⼰已经可以接收新数据了。

这个带有有效Window size的报⽂我们称为窗⼝更新(window update)报⽂。

窗⼝更新⼀般就是⼀个普通的ACK报⽂，并不会带有有效的数据(pure ACK)，ACK报⽂不消耗系列号，如果发⽣丢失并不会进⾏重传。

因此TCP需要处理window update消息丢失的场景。

如果窗⼝更新报⽂发⽣丢失，那么接收端(这⾥的接收端是指window update消息的发送端)会等待发送端发送新的数据，⽽发送端会等待接收window update消息来发送新的数据，这种场景下，两端互相等待对⽅，就会产⽣⼀种deadlock(还记得Nagle算法和延迟ACK同时⽣效的时候也会产⽣类似的deadlock吧)。

为了阻⽌这种死锁⼀直等待下去，TCP的发送端会使⽤⼀个persist timer定时器来定时查询接收端的window size是否增长，每当这个定时器超时的时候，发送端就会发送window probes报⽂。

接收端在接收到window probe消息的时候会提供⼀个带有window size的ACK报⽂。

RFC1122建议初始window probe定时器定时时间为RTO，随后进⾏window probe 的时候应该进⾏指数回退，最⼤指数回退次数为tcp_retries2，如果此时还没收到有效的window size，则会⼀直进⾏window probe过程(我们之前通过⽰例介绍过RTO超时最后会释放连接，这个是与window probe的重要区别)。

TCP报⽂段、序号和确认号的确定、往返时间和超时时间的估计、超时时间加倍、快速重传、GBNSRTCP 建⽴连接的前两个报⽂段不包含应⽤层数据，第三个报⽂段可以承载有效数据。

建⽴连接以后，TCP将数据引导到该连接到发送缓存⾥，发送缓存是发起三次握⼿期间设置的缓存之⼀。

MSS：最⼤报⽂段长度，报⽂段⾥应⽤数据的最⼤长度。

(1460-1480) ⽽不是包含⾸部的TCP报⽂段最⼤长度。

MTU：最⼤链路层帧长度，及最⼤传输单元，⼀般为1500字节。

TCP 报⽂段结构TCP报⽂段由⾸部字段和⼀个数据字段组成。

MSS限制了报⽂段数据字段的最⼤长度。

TCP的⾸部⼀般是20B，Telnet发送的报⽂段长度也许是21B。

2B的源端⼝号 2B的⽬的端⼝号：⽤于多路复⽤/分解4B的序号 4B的确认号：⽤于实现可靠数据传输2B的接收窗⼝：⽤于流量控制，指⽰接收⽅愿意接受的字节数量2B的检验和：检验数据传输是否出现bit改变2B的紧急数据指针： TCP必须通知接收端的上层实体4bit的⾸部长度： TCP报⽂段的⾸部长度，⼀般为20B6bit的标志字段1. ACK ：指⽰确认字段中的值是有效的2. RST、SYN、FIN：连接建⽴和拆除3. CWR、ECE：明确拥塞通告这两个在实践的时候并没有被使⽤，为了完整，记录在下。

1. PSH：指⽰接收⽅需要⽴刻将数据交给上层2. URG：指⽰报⽂段⾥存在着被发送段的上层实体置为“紧急”的数据1. 序号和确认号1. TCP⾸部的序号和确认号是可靠传输服务的关键部分2. TCP把数据看成⽆结构、有序的字节流3. 序号建⽴在传送的字节流上，⽽不是建⽴在传送的报⽂段的序列之上4. 报⽂段的序号字段是该报⽂段数据字段⾸字节的序号5. 确认号是该主机正在在等待的数据的下⼀字节的序号6. 客户到服务器的数据的确认被装载在服务器到客户到数据的报⽂段中：这中确认被称为捎带在服务器到客户到数据报⽂中的。

TCP协议重传机制TCP（Transmission Control Protocol）是一种可靠的传输层协议，它通过使用重传机制来保证数据的可靠传输。

重传机制是TCP协议的核心特性之一，本文将详细介绍TCP协议的重传机制及其实现原理。

一、TCP协议简介TCP是一种面向连接的协议，它提供了可靠的、有序的、基于字节流的数据传输。

TCP协议通过三次握手建立连接，并使用序列号、确认号和校验和等机制来保证数据的可靠性。

在数据传输过程中，TCP协议还提供了流量控制和拥塞控制等功能，以保证网络的高效和公平。

二、TCP协议的重传机制TCP协议的重传机制是指在数据传输过程中，当发送方没有接收到确认信息时，会重传之前的数据。

TCP协议使用超时重传和快速重传两种方式来实现重传。

1. 超时重传超时重传是指当发送方发送一个数据包后，如果在一定时间内没有接收到确认信息，就会重新发送该数据包。

TCP协议通过设置定时器来实现超时重传的功能，当定时器超时时，发送方会重新发送数据包。

通过超时重传，TCP协议可以应对因网络延迟或丢包导致的数据丢失问题。

2. 快速重传快速重传是指当发送方连续接收到三个重复的确认信息时，会立即重传对应的数据包。

通过快速重传机制，TCP协议可以更早地发现数据包的丢失情况，并立即进行重传，从而减少重传的次数，提高传输效率。

三、TCP协议重传机制的实现原理TCP协议的重传机制主要通过序列号和确认号来实现。

当发送方发送一个数据包时，会将该数据包的序列号添加到数据包头部，并等待接收方发送确认信息。

如果发送方在一定时间内没收到确认信息，则会重新发送该数据包。

在超时重传的实现中，发送方设置一个定时器，在发送数据包后启动定时器，等待一定时间后检查是否收到确认信息。

如果定时器超时，发送方会重新发送数据包，并再次启动定时器，直到收到确认信息。

在快速重传的实现中，在接收方连续接收到三个重复的确认信息时，发送方会立即重传对应的数据包，而不是等待定时器超时。

TCP使用方法介绍TCP（Transmission Control Protocol）是一种可靠的、面向连接的协议，用于在网络中传输数据。

它是基于IP（Internet Protocol）的协议之一，负责将数据分割成合适的小块，并通过网络传输到目标机器。

接收机器接收到这些小块，并将它们重新组装成完整的数据。

本文将介绍TCP的使用方法，包括连接建立、数据传输和连接终止等。

一、连接建立1. 客户端发送连接请求：客户端向服务器发送一个SYN （Synchronize）包，请求建立连接。

2. 服务器确认连接请求：服务器接收到客户端的SYN包后，会发送一个SYN+ACK（Synchronize+Acknowledgment）包作为确认，并告诉客户端可以开始传输数据。

3. 客户端确认连接请求：客户端收到服务器的SYN+ACK包后，发送一个ACK（Acknowledgment）包作为确认，表示连接建立成功。

此时，连接建立完毕，双方可以进行数据传输。

二、数据传输1.数据分割：发送方根据TCP的最大传输单元（MSS）将要传输的数据分割成合适的小块。

每个小块称为一个TCP段。

2.TCP段封装：发送方为每个TCP段添加TCP头部，其中包含源端口号、目标端口号、序列号、确认号等信息。

3.数据传输：发送方将TCP段发送给接收方，接收方接收到TCP段后，检查和确认段是否有错误，并将正确的段按序列号重新组装成完整的数据。

4.确认和超时重传：接收方收到正确的TCP段后，发送一个ACK包作为确认。

如果发送方在一定时间内没有收到ACK包，将会重传丢失的TCP 段。

三、连接终止1. 客户端发送连接终止请求：当客户端完成数据传输后，发送一个FIN（Finish）包给服务器，请求断开连接。

2.服务器确认连接终止请求：服务器接收到客户端的FIN包后，发送一个ACK包作为确认，表示已经接收到了客户端的断开连接请求。

3.服务器发送连接终止请求：服务器发送一个FIN包给客户端，请求断开连接。

tcp的超时重传机制
TCP的超时重传机制是指在TCP传输数据时，当接收方未能及时确认数据包接收情况，或数据包在传输过程中出现丢失、损坏等异常情况时，发送方会根据一定的算法和策略进行超时重传，以确保数据包的可靠传输。

TCP超时重传机制的基本原理是：发送方在发送每个数据包时，会设置一个计时器，等待一定时间后如果仍未收到确认信息，则认为数据包丢失或损坏，会立即进行重传。

TCP中采用的超时重传算法主要有定时器、快速重传和SACK。

定时器算法是指发送方设置一个定时器，在等待接收方回复确认信息的同时，定时器开始计时。

如果在规定时间内未收到确认信息，则判定数据包丢失，进行重传。

但这种算法存在一个问题，即定时器时间的设置需要考虑网络环境的波动，如果设定时间过短会导致误判，过长又会影响传输效率。

快速重传算法是指在发送方连续收到三个重复的确认信息时，会立即进行重传，无需等待定时器计时结束。

这种算法能够及时发现网络中的拥塞情况，并尽快进行重传，从而提高传输效率。

SACK算法是在快速重传算法的基础上进一步改进的，它能够对接收方收到的数据包进行确认，并告知发送方已经收到哪些数据包，从而避免重复传输已经到达的数据包，提高传输效率。

总之，TCP的超时重传机制是保证数据可靠传输的重要手段，需要合理选择算法和设置参数，以适应不同的网络环境和应用需
求。