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一、计时器的工作原理

• 一旦TCP发送端得到了基于时间变化的RTT测量值，就能据此设置RTO，发送报文段时应确保重传计时器设置合理

计时器的工作原理

• 在设定计时器前，需记录被计时的报文段序列号，若及时收到了该报文段的ACK，那么计时器被取消。之后发送端发送一个新的数据包时，需设定一个新的计时器，并记录新的序列号
• 因此每一个TCP连接的发送端不断地设定和取消一个重传计时器；如果没有数据丢失，则不会出现计时器超时

二、计时器超时的重传

• 若在连接设定的RTO内，TCP没有收到被计时报文段的ACK，将会触发超时重传。我们已经在文章的演示案例中看到这一过程
• TCP将超时重传视为相当重要的事件，当发生这种情况时，它通过降低当前数据发送率来对此进行快速响应。实现它有两种方法：
  • 第一种方法是基于拥塞控制机制减小发送窗口大小（见后面“TCP拥塞控制”）
  • 另一种方法为每当一个重传报文段被再次重传时，则增大RTO的退避因子，即前面提到的Karn算法的“第二部分”。特别是当同一报文段出现多次重传时，RTO值（暂时性地）乘上值γ来形成新的超时退避值：
    • 在通常环境下，γ值为1。随着多次重传，γ呈加倍增长：2，4，8，等等
    • 通常γ不能超过最大退避因子（Linux确保其RTO设置不能超过TCP_RTO_MAX，其默认值为120s）
    •  一旦接收到相应的ACK，γ会重置为1

三、演示案例

• 我们通过建立一个与中的演示案例和前面“Linux实现RTO的原理”相似的连接来观察重传计时器的行为。这里故意两次将序列号为1401的报文段丢弃（见下图）

• 在本例中，我们可以利用一个特殊函数将某个序列号的报文段多次丢弃。这与“Linux实现RTO的原理”的演示案例相比，将会使RTT引人一定的延时。连接建立之初与之前类似，仅当发送序列号为1和1401的报文段时，后一个包才被丢弃。当一个报文段到达接收端时，接收端并没有立即给出响应而是延迟发送ACK。在219ms内都没有得到回应，发送端的计时器超时，导致序列号为1的包被重传（此时的TSV值为577）。随即该包的到达使得接收端返回一个ACK。由于该ACK确认了数据被成功接收，并使得窗口前移，其TSER值被用于更新srtt和RTO分别为34和234
• 接着返回了三个ACK，带星号(*)的ACK为重复ACK，包含了SACK信息。我们将在后面两篇文章讨论重复ACK和SACK。现在，由于这些ACK并没有使发送窗口前移，这些TSER值不会被采用
• 随着最后一次重传以及报文段1401到达（在TCP时钟接收端返回序列号为7001的ACK，为911的时刻），修复阶段完成，表明所有数据已成功接收

四、附加

• 在下一篇介绍快速重传：
• 当网络无法正常传输数据时，重传计时器为TCP连接提供了“最后一招的重新启动” 。 在大多数情况下，计时器超时并触发重传是不必要的（也不是期望的），因为RTO的设置通常大于RTT（约2倍或更大），因此基于计时器的重传会导致网络利用率的下降。幸运的是，TCP有另一种方法来检测和修复丢包，它比超时重传更为高效。由于它并不需要计时器超时来触发，因此称为快速重传

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