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。当收到该ACK时，拥塞窗口从1增加为2，即可以发送两个报文段。当收到这两个报文段的 A C K时，拥塞窗口就增加为4。这是一种指数增加的关系。
拥塞避免算法
网络中拥塞的发生会导致数据分组丢失，需要尽量避免。在实际中，拥塞算法与慢启动通常在一起实现，其基本过程：
1. 对一个给定的连接，初始化cwnd为1个报文段，ssthresh为65535个字节。
2. TCP输出例程的输出不能超过cwnd和接收方通告窗口的大小。拥塞避免是发送方使用 的流量控制，而通告窗口则是接收方进行的流量控制。前者是发送方感受到的网络拥塞的估 计，而后者则与接收方在该连接上的可用缓存大小有关。
3. 当拥塞发生时（超时或收到重复确认），ssthresh被设置为当前窗口大小的一半（cwnd 和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为2个报文段）。此外，如果是超时引起了拥塞，则 cwnd被设置为1个报文段（这就是慢启动）。
4. 当新的数据被对方确认时，就增加cwnd，但增加的方法依赖于是否正在进行慢启动或拥塞避免。如果cwnd小于或等于ssthresh，则正 在进行慢启动，否则正在进行拥塞避免。慢启动一直持续到回到当拥塞发生时所处位置的半时候才停止（因为记录了在步骤2 中制造麻烦的窗口大小的一半），然后转为执行拥塞避免。
慢启动算法初始设置cwnd为1个报文段，此后每收到一个确认就加 1。那样，这会使窗口按指数方式增长：发送 1个报文段，然后是2个，接着是4个……。
在该图中，假定当cwnd为32个报文段时就会发生拥塞。于是设置 ssthresh为16个报文段，而cwnd为1个报文段。在时刻 0发送了一个报文段，并假定在时刻 1接收到它的ACK，此时cwnd增加为2。接着发送了2个报文段，并假定在时刻 2接收到它们的ACK，于是cwnd增加为4（对每个ACK增加1次）。这种指数增加算法一直进行到在时刻3和4之间收到8个ACK后cwnd等于ssthresh时才停止，从该时刻起，cwnd以线性方式增加，在每个往返时间内最多增加 1个报文段。
什么是计时器呢？我们可以理解成一块闹钟，隔一段时间响一次，提醒TCP做特定的事情。TCP要正常工作，必须要有特定的计时器。那么TCP中有哪些计时器呢？
TCP中有四种计时器（Timer），分别为：
1.重传计时器：Retransmission Timer
2.坚持计时器：Persistent Timer
3.保活计时器：Keeplive Timer
4.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。探测报文段提醒接受TCP：确认已丢失，必须重传。
坚持计时器的值设置为重传时间的数值。但是，若没有收到从接收端来的响应，则需发送另一个探测报文段，并将坚持计时器的值加倍和复位。发送端继续发送探测报文段，将坚持计时器设定的值加倍和复位，直到这个值增大到门限值（通常是60秒）为止。在这以后，发送端每个60秒就发送一个探测报文，直到窗口重新打开。
（3）保活计时器
保活计时器使用在某些实现中，用来防止在两个TCP之间的连接出现长时间的空闲。假定客户打开了到服务器的连接，传送了一些数据，然后就保持静默了。也许这个客户出故障了。在这种情况下，这个连接将永远的处理打开状态。
要解决这种问题，在大多数的实现中都是使服务器设置保活计时器。每当服务器收到客户的信息，就将计时器复位。通常设置为两小时。若服务器过了两小时还没有收到客户的信息，他就发送探测报文段。若发送了10个探测报文段（每一个像个75秒）还没有响应，就假定客户除了故障，因而就终止了该连接。
这种连接的断开当然不会使用四次握手，而是直接硬性的中断和客户端的TCP连接。
（4）时间等待计时器
时间等待计时器是在四次握手的时候使用的。四次握手的简单过程是这样的：假设客户端准备中断连接，首先向服务器端发送一个FIN的请求关闭包（FIN=final），然后由established过渡到FIN-WAIT1状态。服务器收到FIN包以后会发送一个ACK，然后自己有established进入CLOSE-WAIT.此时通信进入半双工状态，即留给服务器一个机会将剩余数据传递给客户端，传递完后服务器发送一个FIN+ACK的包，表示我已经发送完数据可以断开连接了，就这便进入LAST_ACK阶段。客户端收到以后，发送一个ACK表示收到并同意请求，接着由FIN-WAIT2进入TIME-WAIT阶段。服务器收到ACK，结束连接。此时（即客户端发送完ACK包之后），客户端还要等待2MSL（MSL=maxinum segment lifetime最长报文生存时间，2MSL就是两倍的MSL）才能真正的关闭连接。
原文地址：https://www.cnblogs.com/duan2/p/9180861.html