TCP协议与流通信tcpoutoforder：tcp协议接收方对out of order的分段是如何处理的?

TCP协议是传输层协议，实现的是端口到端口(port)的通信。更进一步，TCP协议虚拟了文本流(byte stream)的通信。在Linux文本流中我们谈到，计算机数据的本质是有序的0/1序列 (如果以byte为单位，就叫做文本流)。计算机的功能就是储存和处理文本流。CPU + memory + 存储设备实现了文本流在同一台计算机内部的加工处理。通过一些IO，比如屏幕和键盘，文本流实现了人机交互。而进一步，如果网络通信可在不同计算机之间进行文本流的交互，那么我们就和整个计算机系统的数据处理方式实现了对接。

IP协议(参考协议森林03, 05)和UDP协议采用的是数据包的方式传送，后发出的数据包可能早到，我们并不能保证数据到达的次序。TCP协议确保了数据到达的顺序与文本流顺序相符。当计算机从TCP协议的接口读取数据时，这些数据已经是排列好顺序的“流”了。比如我们有一个大文件要从本地主机发送到远程主机，如果是按照“流”接收到的话，我们可以一边接收，一边将文本流存入文件系统。这样，等到“流”接收完了，硬盘写入操作也已经完成。如果采取UDP的传输方式，我们需要等到所有的数据到达后，进行排序，才能组装成大的文件。这种情况下，我们不得不使用大量的计算机资源来存储已经到达的数据，直到所有数据都达到了，才能开始处理。

“流”的要点是次序(order)，然而实现这一点并不简单。TCP协议是基于IP协议的，所以最终数据传送还是以IP数据包为单位进行的。如果一个文本流很长的话，我们不可能将整个文本流放入到一个IP数据包中，那样有可能会超过MTU。所以，TCP协议封装到IP包的不是整个文本流，而是TCP协议所规定的片段(segment)。与之前的一个IP或者UDP数据包类似，一个TCP片段同样分为头部(header)和数据(payload)两部分 (“片段”这个名字更多是起提醒作用：嘿，这里并不是完整的文本流)。整个文本流按照次序被分成小段，而每一段被放入TCP片段的数据部分。一个TCP片段封装成的IP包不超过整个IP接力路径上的最小MTU，从而避免令人痛苦的碎片化(fragmentation)。

(给文本流分段是在发送主机完成的，而碎片化是在网络中的路由器完成的。路由器要处理许多路的通信，所以相当繁忙。文本流提前在发送主机分好段，可以避免在路由器上执行碎片化，可大大减小网络负担)

片段与编号

TCP片段的头部(header)会存有该片段的序号(sequence number)。这样，接收的计算机就可以知道接收到的片段在原文本流中的顺序了，也可以知道自己下一步需要接收哪个片段以形成流。比如已经接收到了片段1，片段2，片段3，那么接收主机就开始期待片段4。如果接收到不符合顺序的数据包(比如片段8)，接收方的TCP模块可以拒绝接收，从而保证呈现给接收主机的信息是符合次序的“流”。

可靠性

片段编号这个初步的想法并不能解决我们所有的问题。IP协议是不可靠的，所以IP数据包可能在传输过程中发生错误或者丢失。而IP传输是”Best Effort” 式的，如果发生异常情况，我们的IP数据包就会被轻易的丢弃掉。另一方面，如果乱序(out-of-order)片段到达，根据我们上面说的，接收主机不会接收。这样，错误片段、丢失片段和被拒片段的联手破坏之下，接收主机只可能收到一个充满“漏洞”的文本流。

请补上漏洞

TCP的补救方法是，在每收到一个正确的、符合次序的片段之后，就向发送方(也就是连接的另一段)发送一个特殊的TCP片段，用来知会(ACK，acknowledge)发送方：我已经收到那个片段了。这个特殊的TCP片段叫做ACK回复。如果一个片段序号为L，对应ACK回复有回复号L+1，也就是接收方期待接收的下一个发送片段的序号。如果发送方在一定时间等待之后，还是没有收到ACK回复，那么它推断之前发送的片段一定发生了异常。发送方会重复发送(retransmit)那个出现异常的片段，等待ACK回复，如果还没有收到，那么再重复发送原片段… 直到收到该片段对应的ACK回复(回复号为L+1的ACK)。

终于收到ACK的发送主机

当发送方收到ACK回复时，它看到里面的回复号为L+1，也就是发送方下一个应该发送的TCP片段序号。发送方推断出之前的片段已经被正确的接收，随后发出L+1号片段。ACK回复也有可能丢失。对于发送方来说，这和接收方拒绝发送ACK回复是一样的。发送方会重复发送，而接收方接收到已知会过的片段，推断出ACK回复丢失，会重新发送ACK回复。

通过ACK回复和重新发送机制，TCP协议将片段传输变得可靠。尽管底盘是不可靠的IP协议，但TCP协议以一种“不放弃的精神”，不断尝试，最终成功。(技术也可以很励志)

面对“挫折”，TCP协议的态度: never give up

TCP协议和UDP协议走了两个极端。TCP协议复杂但可靠，UDP协议轻便但不可靠。在处理异常的时候，TCP极端负责，而UDP一副无所谓的样子。我们可以顺便“黑”一下UDP协议：

同样面对“挫折”，UDP的态度: who cares…

滑窗

上面的工作方式中，发送方保持发送->等待ACK->发送->等待ACK…的单线工作方式，这样的工作方式叫做stop-and-wait。stop-and-wait虽然实现了TCP通信的可靠性，但同时牺牲了网络通信的效率。在等待ACK的时间段内，我们的网络都处于闲置(idle)状态。我们希望有一种方式，可以同时发送出多个片段。然而如果同时发出多个片段，那么由于IP包传送是无次序的，有可能会生成乱序片段(out-of-order)，也就是后发出的片段先到达。在stop-and-wait的工作方式下，乱序片段完全被拒绝，这也很不效率。毕竟，乱序片段只是提前到达的片段。我们可以在缓存中先存放它，等到它之前的片段补充完毕，再将它缀在后面。然而，如果一个乱序片段实在是太过提前(太“乱”了)，该片段将长时间占用缓存。我们需要一种折中的方法来解决该问题：利用缓存保留一些“不那么乱”的片段，期望能在段时间内补充上之前的片段(暂不处理，但发送相应的ACK)；对于“乱”的比较厉害的片段，则将它们拒绝(不处理，也不发送对应的ACK)。

总有那么几个“出格”片段

滑窗(sliding window)被同时应用于接收方和发送方，以解决以上问题。发送方和接收方各有一个滑窗。当片段位于滑窗中时，表示TCP正在处理该片段。滑窗中可以有多个片段，也就是可以同时处理多个片段。滑窗越大，越大的滑窗同时处理的片段数目越多(当然，计算机也必须分配出更多的缓存供滑窗使用)。

同时处理多个片段

我们假设一个可以容纳三个片段的滑窗，并假设片段从左向右排列。对于发送方来说，滑窗的左侧为已发送并已ACK过的片段序列，滑窗右侧是尚未发送的片段序列。滑窗中的片段(比如片段5，6，7)被发送出去，并等待相应的ACK。如果收到片段5的ACK，滑窗将向右移动。这样，新的片段从右侧进入滑窗内，被发送出去，并进入等待状态。在接收到片段5的ACK之前，滑窗不会移动，即使已经收到了片段6和7的ACK。这样，就保证了滑窗左侧的序列是已经发送的、接收到ACK的、符合顺序的片段序列。

对于接收方来说，滑窗的左侧是已经正确收到并ACK回复过的片段(比如片段1，2，3，4)，也就是正确接收到的文本流。滑窗中是期望接收的片段(比如片段5, 6, 7)。同样，如果片段6，7先到达，那么滑窗不会移动。如果片段5先到达，那么滑窗会向右移动，以等待接收新的片段。如果出现滑窗之外的片段，比如片段9，那么滑窗将拒绝接收。

下面一个视频中，尝试模拟可容纳三个片段的滑窗(固定大小)的工作过程。

可点下面链接：http://v.youku.com/v_show/id_XNDg1NDUyMDUy.html

上面的视频是用Python和matplotlib包制作的。蓝色点表示片段，红色点表示ACK。为了说明乱序片段，我故意让片段和ACK的速度从两个值中随机选择。

可以看到，随着滑窗的滑动，越来越多的片段被正确的传送。利用滑窗，我们一定程度上实现了对乱序数据的缓存。但是，过于乱序的数据依然会被拒绝。我们之前说的stop-and-wait的工作方式，相当于发送方和接收方的滑窗都只能容纳一个片段。

我们将在以后看到，TCP协议有实时调整滑窗大小的算法，以实现最优效率。

总结

TCP协议和UDP协议走了两个极端。TCP协议复杂但可靠，UDP协议轻便但不可靠。在处理异常的时候，TCP极端负责，而UDP一副无所谓的样子。在TCP中，分段和编号实现了次序；ACK和重新发送实现了可靠性；sliding window则让上面的机制更加有效率的运行。Never give up，这就是TCP协议的态度。

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