【lwip】12-一文解决TCP原理( 六 ) _生活百科

拥塞窗口cwnd重置为1 。
慢开始上门限值ssthresh减半。

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12.8.4.2 快速重传超时重传的拥塞发生算法过于激进的做法，这适合与真的发生拥塞时，但是有时候网络正常丢包，这不不是超时引起的重传，而是网络丢包引起的重传。
当收到对端连续三次ACK同一个SEQ时，我们就能判断为发送了网络丢包，这时就不用等待超时，不用执行超时重传的拥塞算法了，而是执行快速重传的拥塞发生算法：

拥塞窗口cwnd设为原来的一半：cwnd /= 2；
慢开始上门限值ssthresh = cwnd；（cwnd为减半后的拥塞窗口）
进入快恢复算法。

12.8.5 快恢复快速重传和快速恢复算法一般同时使用。
因为快恢复算法认为，能收到三个ACK，说明网络还不是很差，没必要像RTO一样搞得那么僵。
快恢复算法：

收到第3个重复ACK时，先执行快速重传算法，然后拥塞窗口cwnd = ssthresh + 3（3：每收到1个ACK，可以认为对端收到1次TCP包，网络上就少了1个TCP包，一个包最大为1个报文段，所以快恢复的拥塞窗口就追加3个报文段）。
收到超过3个重复的ACK时，每次都会增大拥塞窗口：cwnd += 1 。
当收到新的ACK后：cwnd = ssthresh 。然后进入拥塞避免算法。

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12.8.6 Nagle算法如果一个TCP报文每次只发送1个字节，这就产生了一些41字节长的分组：20字节的IP首部、20字节的TCP首部和1个字节的数据，利用率太低。（IPV4）
解决方法就是RFC 896 [Nagle1984]中所建议的Nagle算法。
nagle算法是提高传输效率，降低拥塞出现的可能。
【【lwip】12-一文解决TCP原理】nagle算法: 尽可能组合更多数据合到同一个报文段中。满足以下条件之一， nagle算法都不会生效：

用户设置了TF_NODELAY标志。（该标志表示关闭nagle算法）
没有飞行中的数据，可以立即发送。
报文段中还有FIN标记，可立即发送。
未发送的报文段长度大于或大于一个MSS，也满足立即发送条件。
发生超时，立即发送。

12.8.7 延迟确认如果接收到一个TCP包，立即响应ACK，如果在很短时间内，又收到一个TCP包，又立即响应一个ACK ，这种情况下，还不如合起来响应一个ACK 。
所以就有了延迟确认这个算法。
如果开启了延迟确认，在接收到TCP包后，等待一小段时间（Linux 上默认是 40ms、LWIP默认250ms），如果在这段时间内收到新的TCP包，则只需要在时间到达后确认一次即可。
当然，遇到特殊情况可以不用等待时间到达，可以立即响应ACK：

收到乱序包。
收到窗口外的TCP包。
需要调整窗口。
收到RST 。
发送的报文段中含有FIN 。

12.9 四个定时器12.9.1 重传定时器重传定时器是用来计算TCP报文段的超时重传时间的，每发送一个报文段就会启动重传定时器，如果在定时器时间到后还没收到对该报文段的确认，就重传该报文段，并将重传定时器复位，重新计算；如果在规定时间内收到了对该报文段的确认，则撤销该报文段的重传定时器。
当然，在一些轻量的TCPIP协议栈中，并不会为每个报文都使用独立的超时计时，如LWIP，每个TCP控制块只有一个超时计时值，每收到一个新的ACK都会被清零重新计时，在RTO后都还没收到ACK，便会把UNACK队列中的所有数据都会回迁至UNSENT队列。
12.9.2 坚持定时器坚持(persist)定时器使窗口大小信息保持不断流动，即使另一端关闭了其接收窗口。
先来了解下窗口探查。
窗口探查（window probe）：
当接收方TCP缓冲区没有剩余空间后，在ACK中会通知发送方window=0，此时发送方就暂停发送数据。
当接收方TCP缓冲区又有空间后，会再次发送一个ACK ，告知其剩余缓冲区大小，可以接受新的数据包了，这个ACK叫做窗口更新。
TCP接收方则等待新的数据包过来。但是如果这个窗口更新的ACK丢失了，那么会出现两端互相等待：接收方等待新的数据包，因为他已经通知对端新的window大小了，而发送方则还在等待窗口更新，因为它还认为对端窗口为0 。