本文整理了一些TCP/IP協(xié)議簇中需要必知必會的十大問題，既是面試高頻問題，又是程序員必備基礎(chǔ)素養(yǎng)。

TCP/IP十個問題

一、TCP/IP模型

TCP/IP協(xié)議模型（Transmission Control Protocol/Internet Protocol），包含了一系列構(gòu)成互聯(lián)網(wǎng)基礎(chǔ)的網(wǎng)絡(luò)協(xié)議，是Internet的核心協(xié)議。

基于TCP/IP的參考模型將協(xié)議分成四個層次，它們分別是鏈路層、網(wǎng)絡(luò)層、傳輸層和應(yīng)用層。下圖表示TCP/IP模型與OSI模型各層的對照關(guān)系。

TCP/IP協(xié)議族按照層次由上到下，層層包裝。最上面的是應(yīng)用層，這里面有http，ftp,等等我們熟悉的協(xié)議。而第二層則是傳輸層，著名的TCP和UDP協(xié)議就在這個層次。第三層是網(wǎng)絡(luò)層，IP協(xié)議就在這里，它負責(zé)對數(shù)據(jù)加上IP地址和其他的數(shù)據(jù)以確定傳輸?shù)哪繕?biāo)。第四層是數(shù)據(jù)鏈路層，這個層次為待傳送的數(shù)據(jù)加入一個以太網(wǎng)協(xié)議頭，并進行CRC編碼，為最后的數(shù)據(jù)傳輸做準(zhǔn)備。

上圖清楚地表示了TCP/IP協(xié)議中每個層的作用，而TCP/IP協(xié)議通信的過程其實就對應(yīng)著數(shù)據(jù)入棧與出棧的過程。入棧的過程，數(shù)據(jù)發(fā)送方每層不斷地封裝首部與尾部，添加一些傳輸?shù)男畔ⅲ_保能傳輸?shù)侥康牡亍３鰲５倪^程，數(shù)據(jù)接收方每層不斷地拆除首部與尾部，得到最終傳輸?shù)臄?shù)據(jù)。

上圖以HTTP協(xié)議為例，具體說明。

二、數(shù)據(jù)鏈路層

物理層負責(zé)0、1比特流與物理設(shè)備電壓高低、光的閃滅之間的互換。
數(shù)據(jù)鏈路層負責(zé)將0、1序列劃分為數(shù)據(jù)幀從一個節(jié)點傳輸?shù)脚R近的另一個節(jié)點,這些節(jié)點是通過MAC來唯一標(biāo)識的(MAC,物理地址，一個主機會有一個MAC地址)。

封裝成幀: 把網(wǎng)絡(luò)層數(shù)據(jù)報加頭和尾，封裝成幀,幀頭中包括源MAC地址和目的MAC地址。

透明傳輸:零比特填充、轉(zhuǎn)義字符。

可靠傳輸: 在出錯率很低的鏈路上很少用，但是無線鏈路WLAN會保證可靠傳輸。

差錯檢測(CRC):接收者檢測錯誤,如果發(fā)現(xiàn)差錯，丟棄該幀。

三、網(wǎng)絡(luò)層

1.IP協(xié)議

IP協(xié)議是TCP/IP協(xié)議的核心，所有的TCP，UDP，IMCP，IGMP的數(shù)據(jù)都以IP數(shù)據(jù)格式傳輸。要注意的是，IP不是可靠的協(xié)議，這是說，IP協(xié)議沒有提供一種數(shù)據(jù)未傳達以后的處理機制，這被認(rèn)為是上層協(xié)議：TCP或UDP要做的事情。

1.1 IP地址

在數(shù)據(jù)鏈路層中我們一般通過MAC地址來識別不同的節(jié)點，而在IP層我們也要有一個類似的地址標(biāo)識，這就是IP地址。

32位IP地址分為網(wǎng)絡(luò)位和地址位，這樣做可以減少路由器中路由表記錄的數(shù)目，有了網(wǎng)絡(luò)地址，就可以限定擁有相同網(wǎng)絡(luò)地址的終端都在同一個范圍內(nèi)，那么路由表只需要維護一條這個網(wǎng)絡(luò)地址的方向，就可以找到相應(yīng)的這些終端了。

A類IP地址:?0.0.0.0~127.0.0.0??
B類IP地址:128.0.0.1~191.255.0.0??
C類IP地址:192.168.0.0~239.255.255.0

1.2 IP協(xié)議頭

這里只介紹:八位的TTL字段。這個字段規(guī)定該數(shù)據(jù)包在穿過多少個路由之后才會被拋棄。某個IP數(shù)據(jù)包每穿過一個路由器，該數(shù)據(jù)包的TTL數(shù)值就會減少1，當(dāng)該數(shù)據(jù)包的TTL成為零，它就會被自動拋棄。?
這個字段的最大值也就是255，也就是說一個協(xié)議包也就在路由器里面穿行255次就會被拋棄了，根據(jù)系統(tǒng)的不同，這個數(shù)字也不一樣，一般是32或者是64。

2.ARP及RARP協(xié)議

ARP 是根據(jù)IP地址獲取MAC地址的一種協(xié)議。

ARP（地址解析）協(xié)議是一種解析協(xié)議，本來主機是完全不知道這個IP對應(yīng)的是哪個主機的哪個接口，當(dāng)主機要發(fā)送一個IP包的時候，會首先查一下自己的ARP高速緩存（就是一個IP-
MAC地址對應(yīng)表緩存）。

如果查詢的IP－MAC值對不存在，那么主機就向網(wǎng)絡(luò)發(fā)送一個ARP協(xié)議廣播包，這個廣播包里面就有待查詢的IP地址，而直接收到這份廣播的包的所有主機都會查詢自己的IP地址，如果收到廣播包的某一個主機發(fā)現(xiàn)自己符合條件，那么就準(zhǔn)備好一個包含自己的MAC地址的ARP包傳送給發(fā)送ARP廣播的主機。

而廣播主機拿到ARP包后會更新自己的ARP緩存（就是存放IP-
MAC對應(yīng)表的地方）。發(fā)送廣播的主機就會用新的ARP緩存數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好數(shù)據(jù)鏈路層的的數(shù)據(jù)包發(fā)送工作。

RARP協(xié)議的工作與此相反，不做贅述。

3. ICMP協(xié)議

IP協(xié)議并不是一個可靠的協(xié)議，它不保證數(shù)據(jù)被送達，那么，自然的，保證數(shù)據(jù)送達的工作應(yīng)該由其他的模塊來完成。其中一個重要的模塊就是ICMP(網(wǎng)絡(luò)控制報文)協(xié)議。ICMP不是高層協(xié)議，而是IP層的協(xié)議。

當(dāng)傳送IP數(shù)據(jù)包發(fā)生錯誤。比如主機不可達，路由不可達等等，ICMP協(xié)議將會把錯誤信息封包，然后傳送回給主機。給主機一個處理錯誤的機會，這
也就是為什么說建立在IP層以上的協(xié)議是可能做到安全的原因。

四、ping

ping可以說是ICMP的最著名的應(yīng)用，是TCP/IP協(xié)議的一部分。利用“ping”命令可以檢查網(wǎng)絡(luò)是否連通，可以很好地幫助我們分析和判定網(wǎng)絡(luò)故障。

例如：當(dāng)我們某一個網(wǎng)站上不去的時候。通常會ping一下這個網(wǎng)站。ping會回顯出一些有用的信息。一般的信息如下:

ping這個單詞源自聲納定位，而這個程序的作用也確實如此，它利用ICMP協(xié)議包來偵測另一個主機是否可達。原理是用類型碼為0的ICMP發(fā)請
求，受到請求的主機則用類型碼為8的ICMP回應(yīng)。

ping程序來計算間隔時間，并計算有多少個包被送達。用戶就可以判斷網(wǎng)絡(luò)大致的情況。我們可以看到， ping給出來了傳送的時間和TTL的數(shù)據(jù)。

五、Traceroute

Traceroute是用來偵測主機到目的主機之間所經(jīng)路由情況的重要工具，也是最便利的工具。

Traceroute的原理是非常非常的有意思，它收到到目的主機的IP后，首先給目的主機發(fā)送一個TTL=1的UDP數(shù)據(jù)包，而經(jīng)過的第一個路由器收到這個數(shù)據(jù)包以后，就自動把TTL減1，而TTL變?yōu)?以后，路由器就把這個包給拋棄了，并同時產(chǎn)生
一個主機不可達的ICMP數(shù)據(jù)報給主機。主機收到這個數(shù)據(jù)報以后再發(fā)一個TTL=2的UDP數(shù)據(jù)報給目的主機，然后刺激第二個路由器給主機發(fā)ICMP數(shù)據(jù)
報。如此往復(fù)直到到達目的主機。這樣，traceroute就拿到了所有的路由器IP。

六、TCP/UDP

TCP/UDP都是是傳輸層協(xié)議，但是兩者具有不同的特性，同時也具有不同的應(yīng)用場景，下面以圖表的形式對比分析。

面向報文

面向報文的傳輸方式是應(yīng)用層交給UDP多長的報文，UDP就照樣發(fā)送，即一次發(fā)送一個報文。因此，應(yīng)用程序必須選擇合適大小的報文。若報文太長，則IP層需要分片，降低效率。若太短，會是IP太小。

面向字節(jié)流

面向字節(jié)流的話，雖然應(yīng)用程序和TCP的交互是一次一個數(shù)據(jù)塊（大小不等），但TCP把應(yīng)用程序看成是一連串的無結(jié)構(gòu)的字節(jié)流。TCP有一個緩沖，當(dāng)應(yīng)用程序傳送的數(shù)據(jù)塊太長，TCP就可以把它劃分短一些再傳送。

關(guān)于擁塞控制，流量控制，是TCP的重點，后面講解。

TCP和UDP協(xié)議的一些應(yīng)用

什么時候應(yīng)該使用TCP？

當(dāng)對網(wǎng)絡(luò)通訊質(zhì)量有要求的時候，比如：整個數(shù)據(jù)要準(zhǔn)確無誤的傳遞給對方，這往往用于一些要求可靠的應(yīng)用，比如HTTP、HTTPS、FTP等傳輸文件的協(xié)議，POP、SMTP等郵件傳輸?shù)膮f(xié)議。

什么時候應(yīng)該使用UDP？

當(dāng)對網(wǎng)絡(luò)通訊質(zhì)量要求不高的時候，要求網(wǎng)絡(luò)通訊速度能盡量的快，這時就可以使用UDP。

七、DNS

DNS（Domain Name
System，域名系統(tǒng)），因特網(wǎng)上作為域名和IP地址相互映射的一個分布式數(shù)據(jù)庫，能夠使用戶更方便的訪問互聯(lián)網(wǎng)，而不用去記住能夠被機器直接讀取的IP數(shù)串。通過主機名，最終得到該主機名對應(yīng)的IP地址的過程叫做域名解析（或主機名解析）。DNS協(xié)議運行在UDP協(xié)議之上，使用端口號53。

八、TCP連接的建立與終止

1.三次握手

TCP是面向連接的，無論哪一方向另一方發(fā)送數(shù)據(jù)之前，都必須先在雙方之間建立一條連接。在TCP/IP協(xié)議中，TCP協(xié)議提供可靠的連接服務(wù)，連接是通過三次握手進行初始化的。三次握手的目的是同步連接雙方的序列號和確認(rèn)號并交換
TCP窗口大小信息。

第一次握手：?建立連接。客戶端發(fā)送連接請求報文段，將SYN位置為1，Sequence
Number為x；然后，客戶端進入SYN_SEND狀態(tài)，等待服務(wù)器的確認(rèn)；

第二次握手：?服務(wù)器收到SYN報文段。服務(wù)器收到客戶端的SYN報文段，需要對這個SYN報文段進行確認(rèn)，設(shè)置Acknowledgment Number為x+1(Sequence Number+1)；同時，自己自己還要發(fā)送SYN請求信息，將SYN位置為1，Sequence
Number為y；服務(wù)器端將上述所有信息放到一個報文段（即SYN+ACK報文段）中，一并發(fā)送給客戶端，此時服務(wù)器進入SYN_RECV狀態(tài)；

第三次握手：?客戶端收到服務(wù)器的SYN+ACK報文段。然后將Acknowledgment
Number設(shè)置為y+1，向服務(wù)器發(fā)送ACK報文段，這個報文段發(fā)送完畢以后，客戶端和服務(wù)器端都進入ESTABLISHED狀態(tài)，完成TCP三次握手。

為什么要三次握手？

為了防止已失效的連接請求報文段突然又傳送到了服務(wù)端，因而產(chǎn)生錯誤。

具體例子：“已失效的連接請求報文段”的產(chǎn)生在這樣一種情況下：client發(fā)出的第一個連接請求報文段并沒有丟失，而是在某個網(wǎng)絡(luò)結(jié)點長時間的滯留了，以致延誤到連接釋放以后的某個時間才到達server。本來這是一個早已失效的報文段。但server收到此失效的連接請求報文段后，就誤認(rèn)為是client再次發(fā)出的一個新的連接請求。于是就向client發(fā)出確認(rèn)報文段，同意建立連接。假設(shè)不采用“三次握手”，那么只要server發(fā)出確認(rèn)，新的連接就建立了。由于現(xiàn)在client并沒有發(fā)出建立連接的請求，因此不會理睬server的確認(rèn)，也不會向server發(fā)送數(shù)據(jù)。但server卻以為新的運輸連接已經(jīng)建立，并一直等待client發(fā)來數(shù)據(jù)。這樣，server的很多資源就白白浪費掉了。采用“三次握手”的辦法可以防止上述現(xiàn)象發(fā)生。例如剛才那種情況，client不會向server的確認(rèn)發(fā)出確認(rèn)。server由于收不到確認(rèn)，就知道client并沒有要求建立連接。”

2.四次揮手

當(dāng)客戶端和服務(wù)器通過三次握手建立了TCP連接以后，當(dāng)數(shù)據(jù)傳送完畢，肯定是要斷開TCP連接的啊。那對于TCP的斷開連接，這里就有了神秘的“四次分手”。

第一次分手：?主機1（可以是客戶端，也可以是服務(wù)器端），設(shè)置Sequence
Number，向主機2發(fā)送一個FIN報文段；此時，主機1進入FIN_WAIT_1狀態(tài)；這表示主機1沒有數(shù)據(jù)要發(fā)送給主機2了；

第二次分手：?主機2收到了主機1發(fā)送的FIN報文段，向主機1回一個ACK報文段，Acknowledgment Number為Sequence Number加1；主機1進入FIN_WAIT_2狀態(tài)；主機2告訴主機1，我“同意”你的關(guān)閉請求；

第三次分手：?主機2向主機1發(fā)送FIN報文段，請求關(guān)閉連接，同時主機2進入LAST_ACK狀態(tài)；

第四次分手：?主機1收到主機2發(fā)送的FIN報文段，向主機2發(fā)送ACK報文段，然后主機1進入TIME_WAIT狀態(tài)；主機2收到主機1的ACK報文段以后，就關(guān)閉連接；此時，主機1等待2MSL后依然沒有收到回復(fù)，則證明Server端已正常關(guān)閉，那好，主機1也可以關(guān)閉連接了。

為什么要四次分手？

TCP協(xié)議是一種面向連接的、可靠的、基于字節(jié)流的運輸層通信協(xié)議。TCP是全雙工模式，這就意味著，當(dāng)主機1發(fā)出FIN報文段時，只是表示主機1已經(jīng)沒有數(shù)據(jù)要發(fā)送了，主機1告訴主機2，它的數(shù)據(jù)已經(jīng)全部發(fā)送完畢了；但是，這個時候主機1還是可以接受來自主機2的數(shù)據(jù)；當(dāng)主機2返回ACK報文段時，表示它已經(jīng)知道主機1沒有數(shù)據(jù)發(fā)送了，但是主機2還是可以發(fā)送數(shù)據(jù)到主機1的；當(dāng)主機2也發(fā)送了FIN報文段時，這個時候就表示主機2也沒有數(shù)據(jù)要發(fā)送了，就會告訴主機1，我也沒有數(shù)據(jù)要發(fā)送了，之后彼此就會愉快的中斷這次TCP連接。

為什么要等待2MSL？

MSL：報文段最大生存時間，它是任何報文段被丟棄前在網(wǎng)絡(luò)內(nèi)的最長時間。?
原因有二：

保證TCP協(xié)議的全雙工連接能夠可靠關(guān)閉

保證這次連接的重復(fù)數(shù)據(jù)段從網(wǎng)絡(luò)中消失

第一點：如果主機1直接CLOSED了，那么由于IP協(xié)議的不可靠性或者是其它網(wǎng)絡(luò)原因，導(dǎo)致主機2沒有收到主機1最后回復(fù)的ACK。那么主機2就會在超時之后繼續(xù)發(fā)送FIN，此時由于主機1已經(jīng)CLOSED了，就找不到與重發(fā)的FIN對應(yīng)的連接。所以，主機1不是直接進入CLOSED，而是要保持TIME_WAIT，當(dāng)再次收到FIN的時候，能夠保證對方收到ACK，最后正確的關(guān)閉連接。

第二點：如果主機1直接CLOSED，然后又再向主機2發(fā)起一個新連接，我們不能保證這個新連接與剛關(guān)閉的連接的端口號是不同的。也就是說有可能新連接和老連接的端口號是相同的。一般來說不會發(fā)生什么問題，但是還是有特殊情況出現(xiàn)：假設(shè)新連接和已經(jīng)關(guān)閉的老連接端口號是一樣的，如果前一次連接的某些數(shù)據(jù)仍然滯留在網(wǎng)絡(luò)中，這些延遲數(shù)據(jù)在建立新連接之后才到達主機2，由于新連接和老連接的端口號是一樣的，TCP協(xié)議就認(rèn)為那個延遲的數(shù)據(jù)是屬于新連接的，這樣就和真正的新連接的數(shù)據(jù)包發(fā)生混淆了。所以TCP連接還要在TIME_WAIT狀態(tài)等待2倍MSL，這樣可以保證本次連接的所有數(shù)據(jù)都從網(wǎng)絡(luò)中消失。

九、TCP流量控制

如果發(fā)送方把數(shù)據(jù)發(fā)送得過快，接收方可能會來不及接收，這就會造成數(shù)據(jù)的丟失。所謂?流量控制?就是讓發(fā)送方的發(fā)送速率不要太快，要讓接收方來得及接收。

利用?滑動窗口機制?可以很方便地在TCP連接上實現(xiàn)對發(fā)送方的流量控制。

設(shè)A向B發(fā)送數(shù)據(jù)。在連接建立時，B告訴了A：“我的接收窗口是 rwnd = 400 ”(這里的 rwnd 表示 receiver window)
。因此，發(fā)送方的發(fā)送窗口不能超過接收方給出的接收窗口的數(shù)值。請注意，TCP的窗口單位是字節(jié)，不是報文段。假設(shè)每一個報文段為100字節(jié)長，而數(shù)據(jù)報文段序號的初始值設(shè)為1。大寫ACK表示首部中的確認(rèn)位ACK，小寫ack表示確認(rèn)字段的值ack。

從圖中可以看出，B進行了三次流量控制。第一次把窗口減少到 rwnd = 300 ，第二次又減到了 rwnd = 100 ，最后減到 rwnd = 0，即不允許發(fā)送方再發(fā)送數(shù)據(jù)了。這種使發(fā)送方暫停發(fā)送的狀態(tài)將持續(xù)到主機B重新發(fā)出一個新的窗口值為止。B向A發(fā)送的三個報文段都設(shè)置了 ACK = 1，只有在ACK=1時確認(rèn)號字段才有意義。

TCP為每一個連接設(shè)有一個持續(xù)計時器(persistence timer)。只要TCP連接的一方收到對方的零窗口通知，就啟動持續(xù)計時器。若持續(xù)計時器設(shè)置的時間到期，就發(fā)送一個零窗口控測報文段（攜1字節(jié)的數(shù)據(jù)），那么收到這個報文段的一方就重新設(shè)置持續(xù)計時器。

十、TCP擁塞控制

1.慢開始和擁塞避免

發(fā)送方維持一個擁塞窗口 cwnd ( congestion window
)的狀態(tài)變量。擁塞窗口的大小取決于網(wǎng)絡(luò)的擁塞程度，并且動態(tài)地在變化。發(fā)送方讓自己的發(fā)送窗口等于擁塞窗口。

發(fā)送方控制擁塞窗口的原則是：只要網(wǎng)絡(luò)沒有出現(xiàn)擁塞，擁塞窗口就再增大一些，以便把更多的分組發(fā)送出去。但只要網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞，擁塞窗口就減小一些，以減少注入到網(wǎng)絡(luò)中的分組數(shù)。

慢開始算法：

當(dāng)主機開始發(fā)送數(shù)據(jù)時，如果立即讓大量數(shù)據(jù)字節(jié)注入到網(wǎng)絡(luò)，那么就有可能引起網(wǎng)絡(luò)擁塞，因為現(xiàn)在并不清楚網(wǎng)絡(luò)的負荷情況。?
因此，較好的方法是 先探測一下，即由小到大逐漸增大發(fā)送窗口，也就是說，由小到大逐漸增大擁塞窗口數(shù)值。

通常在剛剛開始發(fā)送報文段時，先把擁塞窗口 cwnd
設(shè)置為一個最大報文段MSS的數(shù)值。而在每收到一個對新的報文段的確認(rèn)后，把擁塞窗口增加至多一個MSS的數(shù)值。用這樣的方法逐步增大發(fā)送方的擁塞窗口 cwnd
，可以使分組注入到網(wǎng)絡(luò)的速率更加合理。

每經(jīng)過一個傳輸輪次，擁塞窗口 cwnd 就加倍。一個傳輸輪次所經(jīng)歷的時間其實就是往返時間RTT。
不過“傳輸輪次”更加強調(diào)：把擁塞窗口cwnd所允許發(fā)送的報文段都連續(xù)發(fā)送出去，并收到了對已發(fā)送的最后一個字節(jié)的確認(rèn)。

另，慢開始的“慢”并不是指cwnd的增長速率慢，而是指在TCP開始發(fā)送報文段時先設(shè)置cwnd=1，使得發(fā)送方在開始時只發(fā)送一個報文段（目的是試探一下網(wǎng)絡(luò)的擁塞情況），然后再逐漸增大cwnd。

為了防止擁塞窗口cwnd增長過大引起網(wǎng)絡(luò)擁塞，還需要設(shè)置一個慢開始門限ssthresh狀態(tài)變量。慢開始門限ssthresh的用法如下：

當(dāng) cwnd < ssthresh 時，使用上述的慢開始算法。

當(dāng) cwnd > ssthresh 時，停止使用慢開始算法而改用擁塞避免算法。

當(dāng) cwnd = ssthresh 時，既可使用慢開始算法，也可使用擁塞控制避免算法。

擁塞避免

讓擁塞窗口cwnd緩慢地增大，即每經(jīng)過?一個往返時間RTT?就把發(fā)送方的?擁塞窗口cwnd加1，而不是加倍
。這樣擁塞窗口cwnd按線性規(guī)律緩慢增長，比慢開始算法的擁塞窗口增長速率緩慢得多。

無論在慢開始階段還是在擁塞避免階段，只要發(fā)送方判斷網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞（其根據(jù)就是沒有收到確認(rèn)），就要把慢開始門限ssthresh設(shè)置為出現(xiàn)擁塞時的發(fā)送
方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把擁塞窗口cwnd重新設(shè)置為1，執(zhí)行慢開始算法。

這樣做的目的就是要迅速減少主機發(fā)送到網(wǎng)絡(luò)中的分組數(shù)，使得發(fā)生 擁塞的路由器有足夠時間把隊列中積壓的分組處理完畢。

如下圖，用具體數(shù)值說明了上述擁塞控制的過程。現(xiàn)在發(fā)送窗口的大小和擁塞窗口一樣大。

2.快重傳和快恢復(fù)

快重傳

快重傳算法首先要求接收方每收到一個失序的報文段后就立即發(fā)出重復(fù)確認(rèn)（為的是使發(fā)送方及早知道有報文段沒有到達對方）而不要等到自己發(fā)送數(shù)據(jù)時才進行捎帶確認(rèn)。

接收方收到了M1和M2后都分別發(fā)出了確認(rèn)。現(xiàn)在假定接收方?jīng)]有收到M3但接著收到了M4。

顯然，接收方不能確認(rèn)M4，因為M4是收到的失序報文段。根據(jù) 可靠傳輸原理，接收方可以什么都不做，也可以在適當(dāng)時機發(fā)送一次對M2的確認(rèn)。

但按照快重傳算法的規(guī)定，接收方應(yīng)及時發(fā)送對M2的重復(fù)確認(rèn)，這樣做可以讓
發(fā)送方及早知道報文段M3沒有到達接收方。發(fā)送方接著發(fā)送了M5和M6。接收方收到這兩個報文后，也還要再次發(fā)出對M2的重復(fù)確認(rèn)。這樣，發(fā)送方共收到了
接收方的四個對M2的確認(rèn)，其中后三個都是重復(fù)確認(rèn)。

快重傳算法還規(guī)定，發(fā)送方只要一連收到三個重復(fù)確認(rèn)就應(yīng)當(dāng)立即重傳對方尚未收到的報文段M3，而不必 繼續(xù)等待M3設(shè)置的重傳計時器到期。

由于發(fā)送方盡早重傳未被確認(rèn)的報文段，因此采用快重傳后可以使整個網(wǎng)絡(luò)吞吐量提高約20%。

快恢復(fù)

與快重傳配合使用的還有快恢復(fù)算法，其過程有以下兩個要點：

當(dāng)發(fā)送方連續(xù)收到三個重復(fù)確認(rèn)，就執(zhí)行“乘法減小”算法，把慢開始門限ssthresh減半。

與慢開始不同之處是現(xiàn)在不執(zhí)行慢開始算法（即擁塞窗口cwnd現(xiàn)在不設(shè)置為1），而是把cwnd值設(shè)置為 慢開始門限ssthresh減半后的數(shù)值，然后開始執(zhí)行擁塞避免算法（“加法增大”），使擁塞窗口緩慢地線性增大。?

編輯：黃飛

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