网络是很抽象的，但是在wireshark里面却又是相对直观的。这里我们列举了5个问题来进一步直观地学习TCP协议，并且从中了解分析网络性能的一般方法。
问题一：关于子网掩码和网关
服务器A和B的网络配置如下：
A：
IP address： 192.168.26.129
Subnet mask: 255.255.255.0
Default gateway: 192.168.26.2
B:
IP address： 192.168.26.3
Subnet mask: 255.255.255.224
Default gateway: 192.168.26.2
B的子网掩码本应该是255.255.255.0，被不小心配成了255.255.255.224，它们还能正常通信吗？运用我们学过的网络知识，子网掩码是用来判断任意两台计算机的IP地址是否属于同一子网络的依据。最为简单的理解就是两台计算机各自的IP地址与子网掩码进行“与”运算后，如果得出的结果是相同的，则说明这两台计算机是处于同一个子网络上的，可以进行直接的通信，就这么简单。
在B上ping A，由于在B看来B_IP&B_mask的结果和A_IP&B_mask的结果不一致，也就是A和B不属于同一个子网。因为跨子网通信需要默认网关的转发，所以B要先通过ARP广播查询默认网关192.168.26.2的MAC地址，之后默认网关再把包转发给A。由于在A看来A_IP&A_mask和B_IP&A_mask的结果一致，也就是A和B属于同一个子网，所以B可以直接收到A发出的ARP广播，不需要默认网关的参与。之后由于A和B都已经知道对方的MAC地址，不必再发送ARP广播，直接就是ping请求和ping回复了。
通信过程如下图：
问题二：关于MTU
我们都知道网络分层的基本概念，如果我们现在有一个比较大的写操作，比如8192字节，那么TCP层是不是简单的加上TCP头就可以交给网络层了呢？很显然答案是否定的，因为网络对包的大小有限制，其最大称为MTU，即“最大传输单元”。大多数网络的MTU是1500字节，但也有些网络启用了巨帧(Jumbo Frame)，能达到9000字节，一个8192字节的包进入巨帧网络不会有问题，但到了1500字节的网络中就会被丢弃或者切分。被丢弃意味着传输彻底失败，因为重传的包还会被丢弃，而被切分则意味着传输效率降低。
由于这个原因，TCP不想简单的将8192字节的数据一口气传给网络层，而是根据双方的MTU决定每次传多少。知道自己的MTU容易，那么对方的MTU是如何获取的呢？如图，TCP三次握手的时候，双方都会把自己的MSS告诉对方，MSS+TCP头和IP头的长度，就得到MTU了。而且发包的大小是由MTU较小的一方决定的。
另外，如果网络路径上存在着一个MTU小于1500的设备，这个包还是可能被丢弃或者切分，所以这个方案并不完美，但是至今没有更好的办法。
在这里我还要说一个我实习时候遇到的关于MTU的一个问题，两台主机通过OVS网桥使用vxlan协议传输数据，但是传输大数据时速度很慢，不到正常值的1/10。后来发现vxlan会对所有经过OVS网桥的数据包进行一个封包操作，也就是会在头部增加几个字节。这样数据包在经过设置为MTU 1500的设备时就会发生丢弃或者切分，从而导致这个问题。将设备的MTU 适当调小之后恢复正常。如果没有深入地了解MTU并且使用wireshark或者tcpdump抓包的话，是很难发现这个问题的。
问题三：经常听说“TCP Window Scale”这个概念，他究竟和接收窗口有何关系？
TCP刚发明的时候，全世界的网络带宽都很小，所以最大接收窗口被定义为65535字节。随着硬件的革命性进步，65535字节已经成为性能瓶颈了。1992年的RFC中提出了一个解决方案，就是在三次握手的时候，把自己的Window Scale信息告知对方，作用就是向对方声明一个Shift count，我们把它作为2的指数，再乘以TCP头中定义的接收窗口，就得到真正的TCP接收窗口了。
如下图：192.168.1.108告诉14.215.177.37说它的Shift count是8。2的8次方是256，这就意味着以后192.168.1.108声明的接收窗口要乘以256才是真正的窗口值。
如下，192.168.1.108声明自己的接收窗口是183，183*256=66048，所以wireshark就显示Win=66048了。注意：如果抓包的时候没有抓到三次握手，那么wireshark就不知道如何计算，所以有时候我们会很莫名的看到一些极小的接收窗口值。还有些时候是防火墙识别不了Window Scale，因此对方无法获得Shift count，最终导致严重的性能问题。
问题四：关于TCP重传
想必大家都看过计算机网络方面的教材，但是扪心自问，除了记住概念，你又是否真的了解TCP滑动窗口和重传的设计呢？
先说一个误区，很多人把window size（也就是win=）误认为是发送窗口，其实这不是发送窗口，而是在向对方声明自己的接收窗口。如果接收方处理数据的速度跟不上接收数据的速度，缓存就会被占满，从而导致接收窗口为0，对方接收到win=0的信息后，就会将自己的发送窗口限制为0，不会再发送数据。
另外，发送窗口除了受接收方的接收窗口影响之外，还受到网络的影响（也就是我们常说的拥塞窗口），其中限制的更严的因素起到决定作用。
网络之所以能限制发送窗口，是因为他一口气收到太多数据时就会拥塞，拥塞的结果是丢包，这是发送方最忌惮的。
接下来我们开看看拥塞窗口如何维护：
1. 连接刚建立的时候，发送方对网络状况一无所知，TCP采用慢启动(指数增长)+拥塞避免(线性增长)的方式来试探拥塞点。如果之前发生过拥塞，就把该拥塞点作为参考依据，如果从来没有拥塞过就可以取相对较大的值，比如和最大接收窗口相等。
2. 那么拥塞之后会发生什么情况呢？
对发送方来说，就是发出去的包不像往常一样得到确认了。不过收不到确认也可能是网络延迟所致，所以发送方决定等待一小段时间再去判断，如果迟迟收不到，就认定包已经丢失了，需要重传，这个过程称为超时重传。从发出原始包到重传该包的这段时间称为RTO。那么重传之后的拥塞窗口是否需要调整呢？很显然是非常有必要的，为了不给拥塞的网络雪上加霜，RFC建议把拥塞窗口降到1个MSS，然后再次进入慢启动。那么这一次从慢启动过渡到拥塞避免的临界窗口值就有参考依据了。RFC 5681认为应该是发生拥塞时没被确认的数据量的1/2，但是不能小于2个MSS。不难想象，超时重传对传输性能有严重影响。原因之一是在RTO阶段不能传数据，相当于浪费了一段时间；原因之二是拥塞窗口的急剧减小，使得传输速率受到影响。所以，即使是万分之一的超时重传对性能的影响也非同小可。
有时候拥塞很轻微，只有少量的包丢失，还有些偶然因素，比如校验码不对的时候会导致单个丢包。这两种丢包的症状和严重拥塞时的不一样，因为后续有包能够正常到达。当后续的包到达接收方时，接收方会发现其Seq号比期望的大，所以它每收到一个包就Ack一次期望的Seq号，以此提醒发送方重传。当发送方收到3个或以上重复确认(Dup Ack)时，就意识到响应的包已经丢了，从而立即重传它，这个过程称为快速重传。
为什么要规定凑满3个呢？这是因为网络包有时候会乱序，乱序的包一样会触发重复的Ack，但是为了乱序而重传没有必要。由于一般乱序的距离不会相差太大，比如2号包也许会跑到4号包后面，但是不太可能跑到6号包后面，所以限定成3个或以上可以在很大程度上避免因乱序而触发快速重传。
那么快重传情况下的临界窗口值如何设置呢？RFC 5681认为临界窗口值应该设为发生发生拥塞时还没被确认的数据量的1/2（但是不能小于2个MSS）。然后将拥塞窗口设置为临界窗口值加3个MSS，继续保留在拥塞避免阶段。这个过程成为快速恢复。
问题五：延迟确认与Nagle算法
发送窗口一般只影响大块的数据传输，比如读写大文件。而频繁交互的小块数据不太在乎发送窗口的大小，因为发包量本来就小。日常场景中比如用ssh客户端连接linux服务器，随便输入一些字符，在网络上就交互了很多小块的数据了。其实这种方式是很低效的，因为TCP头和IP头至少40字节，而携带的数据却只有几个字符。
延迟确认就是处理这种交互式场景的一种策略。原理是这样的：如果收到一个包之后暂时没有数据要发给对方，那就延迟一段时间(windows上默认200ms)再确认。这样在这段时间内如果恰好有数据要发送，那就可以在一个包里发送了。它减少了部分确认包，减轻了网络负担。
还是ssh客户端的场景，一个RTT内发送的字符仍然会被逐个打成小包发送，能不能把在一个RTT内生成的小数据收集起来，合并成一个大包呢？Nagle算法实现的就是这个功能。原理是：在发出去的数据还没有被确认之前，假如又有小数据生成，那就把小数据收集起来，凑满一个MSS或者等收到确认后再发送。
注意：在某些场合，延迟确认和Nagle算法一起使用甚至会降低性能。具体的案例会在下一篇文章中介绍。
参考资料
《wireshark网络分析就是这么简单》
《计算机网络》谢希仁
RFC文档