文丨Robbie_22
周一小拍为大家介绍了《TCP/IP漫游（上）》，本篇文章就具体的使用场景继续做详细的介绍，欢迎大家阅览~
流量控制
流量控制实际上是发送方发送和接收方处理速度匹配的过程。
TCP连接发送的报文段，都会放入上文所说的缓冲中等待应用程序取出。如果一端持续发送报文段，另一端一直没有及时处理完并接着取出报文段，就会造成缓冲溢出。这时，就需要进行双方的速度匹配，进行流量控制。接收方会将自己的缓冲剩余空间rwnd告诉发送方，发送方为了控制速度，只能再发送所得到的剩余空间rwnd容量的报文段。由于上文所说TCP采取的确认方式，发送方得到的这个rwnd容量不会限制已发送而未得到确认的报文段，这些报文段很可能已经在接收方的缓冲中了，只限制将要发送的报文段。
将传送数据看做数据流后，上面的这个过程就像在以序号作为基准在数据流上移动窗口一样，所以得名流量窗口。而剩余空间rwnd，也就是TCP header中的window位。
这里还有个问题，如果一方接收到了零剩余空间信息，这方就再也不发送报文了吗？不是，TCP为应对这个情况会有个计时器(persist timer)，出现这种情况就会让计时器记时，当计时器触发，这方会发送个剩余空间探测报文段(window probe)，以检测是否可以重新发送报文段。如果一直没有剩余空间，计时器永远不会终止，仍会做重新记时、超时的循环。在WireShark中通过
tcp.analysis.zero_window_probe
tcp.analysis.window_full
找出剩余空间探测报文段和通知发送方接收方空间已满的报文段。
拥塞控制(Congestion-Control)
拥塞控制很好理解，TCP如果不照顾网络总体状况，一股脑的传送数据的话，在极差的网络环境下只会恶性循环，可以直接搞瘫网络。而传送数据太小心的话又不能充分利用带宽资源。所以，拥塞控制就是一个动态平衡的策略。拥塞控制实际上就是一个由三个状态组成的有限状态机（FSM），这三个状态是慢启动（slow start）、拥塞避免（congestion avoid）、快速恢复（fast recovery）。
首先，聊这三个状态之前先聊一下TCP对拥塞的认识。
- TCP如何根据自己的有限信息判定网络拥塞？只要出现超时重传和3次冗余ACK引起的快速重传就认为网络拥塞了。
- 网络拥塞也有程度的区分，TCP如何判定拥塞的程度？超时重传被认为拥塞程度强，快速重传被认为拥塞程度弱。
- 相对于拥塞，TCP如何判断网络不拥塞?只要收到了非冗余的ACK，TCP就认为一切顺利，没有拥塞。
- TCP如何判断快要拥塞了？TCP会在每次发生拥塞后，记录下导致发生拥塞的报文段的数量的一半，最小不能小于2单位（mss）报文段，这个值被用来衡量下次是否快要拥塞。
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正常收到ACK → 不拥塞
到了上次拥塞一半的量 → 快要拥塞
快速重传 → 拥塞程度弱
超时重传 → 拥塞程度强
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TCP有了这四个认识，就可以愉快地照顾网络总体情况了。TCP以cwnd标识能够发送的报文段的量，不用多说，拥塞控制整个过程也像是在数据流上移动窗口，所以也叫拥塞窗口。
首先，慢启动。
在慢启动阶段，TCP以cwnd为1作为初始量，然后每确认一个报文段，都会为cwnd加1。这样，如果TCP一直保持最大限度的发送报文段，每过一个RTT，TCP发送的报文段量就会翻倍。所以，在慢启动阶段，TCP是指数级增长。慢启动的语义是，现在对网络状态不是很清楚，先假设状态不好，一上来少发送点，然后多发点试探网络状况。
其次，拥塞避免。
当cwnd增长到快要拥塞的时候会状态迁移到拥塞避免。上文说到为标志快要拥塞会维护一个值ssthresh（slow start threshold），当cwnd大于等于ssthresh，慢启动迁移到拥塞避免状态。进入拥塞状态后，每确认一个报文段，都会为cwnd加1/cwnd。这样，如果TCP一直保持最大限度的发送报文段，每过一个RTT，TCP发送的报文段量会加1。所以，在拥塞避免状态，TCP是线性增长。拥塞避免的语义是，快要拥塞，小心一点。
然后，快速恢复。
如果出现了快速重传怎么办？不管是慢启动还是拥塞避免，都迁移到快速恢复。既然拥塞程度弱，那就适当的降低cwnd，将cwnd除2，并且维护ssthresh记录拥塞的量，将cwnd的值赋给ssthresh。发生快速恢复就说明出现了3次冗余ACK，TCP基于选择确认，认为引起3次冗余ACK的报文段顺利到达，将cwnd加上3个单位（mss）的量。如果再收到这个报文段的冗余ACK，为cwnd加1。如果收到了非这个报文段的冗余ACK，表明这个报文段正确到达了，将ssthresh赋给cwnd，并结束快速恢复，迁移到拥塞避免状态。所以，在快速恢复状态，TCP增长的量级在拥塞避免和慢启动之间。快速恢复的语义是，出了点小岔子，没问题稳一稳，回到正轨上后，既然出了点小岔子，那以后就小心一点。
最后，状态变迁。
现在已经有了对快速重传的处理。那超时重传怎么办？如果出现超时重传，无论在哪个状态都迁移到慢启动，将cwnd重置为1。这样，这三个状态都可以两两互相迁移到。TCP的拥塞控制就在迁移状态中度过。
最后，上图。
更多的问题
实际上到这里，TCP的核心已经聊完了。但是，是的，你没有猜错，TCP还有更多的问题。
糊涂窗口综合症（Silly-Window-Syndrome）与Nagle算法
流量控制很好的照顾了接收方，但是也引来了问题，如果接收方一直告诉发送方的剩余空间rwnd很小。那么发送方将一直发送内容很小的报文段。相对于TCP header20字节，如果每次内容只有个位数字节，那这样网络基本上就都在传输控制信息，网络使用率就太低了。这就出现了糊涂窗口综合症。而出现这种情况发送方和接收方自然也都有自己的应对办法。
对于接收方一般会使用David D Clark’s的策略，就是“欺骗”发送方，如果是剩余空间很小的情况，干脆就通告发送方剩余空间是零，这样发送方就不会再发送小内容了。等到剩余空间超过1单位或者剩余空间超过缓冲的一半的时候，再不“欺骗”发送方。
对于发送方会使用Nagle算法。就是对于小内容的停等协议。如果是小内容的话，要查看是否所有已发送的小内容都已被确认，都被确认才能发送，这就形成了对小内容的停止发送等待确认的协议。Nagle认为小内容就是小于1单位（mss）的量。
实际上Nagle算法不光是设计来解决发送方的糊涂窗口综合征，它还减轻了拥塞。它可以将多个等待的小内容合并成一个数据报发送。这样直接的减少数据报的数量，从而减轻了拥塞。
TCP保活（Keep-Alive）
TCP的保活与HTTP的长连接不是一个意思，HTTP的长连接是复用TCP连接，减少连接时延。而TCP的保活是检查连接的对方是否还响应。一般是服务器端对客户端经行保活，如果客户端不响应，服务器端就不浪费资源，断掉连接。TCP自然是使用计时器来实现保活，超时时间默认为两小时。如果对方无反应，每隔75秒需重试9次。有趣的是，如果对方重启了或者说崩溃后又恢复了，对方接到保护探测报文段后会设置RST flag（复位）返回给发送方，然后发送方会断掉连接。
总结
TCP协议是个可靠协议，通过序号、校验和、超时重传、快速重传、确认来做到这点。并且还要照顾接收方和网络总体状况，主要体现在流量控制和拥塞控制。它还是个会建立连接的协议，需要在双方记录一些状态去跟踪传输过程，并提供端到端的服务。
IP
IP协议最大的任务就是寻路，找到发往目的地的路径然后发送过去，也就是说IP协议提供“点到点”的服务。IP协议不是可靠传输协议，只能尽力将数据报（digram）发送到目的地。这也代表着，数据报和数据包之间是独立的，没有状态。相对与TCP协议像是可变数据，IP协议就像是不可变数据。实际上，IP协议无状态流就像是响应式编程。
IP寻路协议
先聊一下IP协议如何寻路，IP协议不可能一次性将数据报发送到目的地，必须经过多个中转站。如果要求一次性发送到目的地，要求双方有个独有的连接，然而为网络上所有人都建立这样一个连接是不可能的。并且这个中转站不可能强大到知道整个网络的拓扑结构，它只知道周围的节点的拓扑结构。
这就呈现出了IP寻路模型。路由器充当中转站的角色，主机和路由器都有一个路由表，路由表指示周围路由器的拓扑结构，就像一个地图一样，数据报通过查询路由表的结果寻路到下一个路由器。下一个路由器以同样方式负责寻路到再下一个路由器。这样，每一个路由器只负责到下一跳路由器（next-hop router）。最后IP协议通过多个路由器就到达了目的地。路由表不仅可以通过精确的目的地主机号寻路，还可以以子网的网络号寻路。当然还有保底的默认路径。
子网实际上作为比主机更大粒度的划分网络，以子网寻路可以极大的减少路由表的体积。相当于通过加大划分的粒度，减少了维护整个网络系统的成本。
IP协议寻路还有更多的问题。比如，主机也可以将数据报以发送给自己，当发现IP地址是自己时，数据报会交给以太网环回程序，环回程序将数据报加入本地的IP队列与其他数据报一视同仁。
主机可以被设置成路由器转发数据报，如果主机接收到了不是自己IP地址的数据报，只要被设置可以转发出去。但是如果没有寻路到下一跳怎么办？主机要返回一个ICMP（网络控制消息协议），代表差错。
ICMP还可以用来重定向，比如说主机想发送一个数据报到目的地，可以发送给A和B，寻路的结果下一跳为A，主机发送给了A。A寻路的下一跳为B，发送给了B，A可以侦测出这个情况，然后发送给主机一个重定向ICMP，让主机的路由表修改为寻路到B。
数据分片（IP-Fragmentation）
当数据报量超过了MTU怎么办？对比于TCP的分段，IP要分片。然而，这两个步骤互不干扰，是完全隔离开的。IP分片后，接收方接收到数据报后，将分片要重新组合起来。IP分片对于UDP协议比较有用，对TCP没有太大用处，TCP更希望自己来分段，而不靠IP去分片。IP不是个可靠协议，如果分片其中的一片出了问题，TCP也无法重传单个分片，自然TCP就更希望自己来分段，做到重传单个分段。
IP Header
IP协议分为IPv4和IPv6版本，两种版本header不相同，版本在Version区域区分。
首先是IPv4。
其次是IPv6。
这里，就捡几个体现出IP服务的说一下，相比于TCP。IP协议的header没有那么能体现出IP协议的特点。
IPv4 header一般为20字节，IPv6 header一般为40字节。IPv4中address为32位，而IPv6增大到了128位。这样就从address分配紧张到地球上的每一颗砂砾都能有IP address了！
TTL和Hop Limit都是表示IP协议还能跳的路由器数量，如果为零了，则数据报会被丢弃，并返回一个ICMP通知源主机。Traceroute程序就是这样收集数据报被丢弃后发送的ICMP实现的。
IPv4用Identification唯一识别数据报（分片数据报相同），Fragment offset标识分片的起始位置。而在IPv6中都可以用更加灵活的Next Header表示，Next Header就像链表一样，可以连接多个“Header”，拓展出多个Header。除了分片的起始位置、还可以表示同IPv4 protocol一样能表示的上层协议。
