【TCP/IP详解卷一：协议】TCP定时器小结

前言

在有关TCP的章节中，介绍了四种定时器，它们体现了TCP的可靠性，其中最重要的就是重传定时器了，剩下的定时器都是为了解决TCP的理解上的一些问题而设置的。

四种定时器：

2MSL定时器，出现在 TCP连接的建立与终止。

重传定时器，出现在 TCP的超时与重传。

坚持定时器。

保活定时器。

四次挥手客户端一共有三次状态：应用程序关闭，发送完第一个FIN之后进入 FIN_WAIT1，之后接收到来自服务器的ACK进入 FIN_WAIT2。接收到来自服务器的FIN进入 TIME_WAIT 状态(又称2MSL等待状态)，使用2MSL定时器进行计时。

MSL：TCP实现选择的一个报文段最大生存时间MSL。与IP的TTL类似。
RFC 793 指出MSL为2分钟，但是实际中常用值一般为 30s，1min，或者2min。

主要作用：在 TIME_WAIT状态停留的时间为2倍的MSL。这样如果最后的ACK丢失 -> 另外一端(被动关闭)超时重新发送FIN -> 可以让TCP重发最后一个ACK。

它对RTT和RTO的计算是整个 TCP超时与重传中最重要的部分。
重传定时器，以RTO(Retransmission Timeout 重传超时时间)的时间来计时，一旦溢出超时即重发数据报。

这时就涉及到了RTT和RTO的计算了，这里有不同的策略：
正常接收到数据报：使用公式法计算RTT和RTO。
超时：采用指数退避策略。

公式法需要注意的是：采用了被平滑的RTT估计器和均值偏差，降低了计算的误差。

主要作用：是TCP可靠性的体现，超时之后重传数据报，从而保证接收方能够接收到完整的数据。

当通知窗口为0的时候，发送方停止发送数据，等待接收方发送的非0的窗口更新。但是，如果这个非0的窗口更新丢失，会造成一种死锁的现象：发送方等待这个窗口更新的出现，而接收方等待发送方发送的数据。

为了防止这种死锁现象的发生，发送方使用一个坚持定时器 来周期性地向接收方询问，以便发现窗口是否增大。这些发送的报文段称为窗口探查。
在通告窗口设置为0之后，客户设置了坚持定时器，在该定时器时间到时客户还没有接收到一个窗口更新，它就探查这个空的窗口以决定这个窗口更新是否丢弃。

计算坚持定时器使用了TCP指数退避策略。TCP从不放弃发送窗口探查，这些探查每隔60s发送一次。

主要作用：防止窗口更新造成的死锁现象。

一个比较让人惊讶的事实是：可以没有任何数据通过一个空闲的TCP连接，如果TCP连接的双方都没有向对方发送数据，那么在两个TCP模块之间不交换任何信息。
两个应用进程 -客户进程和服务器进程都没有使用应用级的定时器来检测非活动状态：这种非活动状态可以导致应用程序中的任何一个终止其活动。

许多时候，一个服务器希望知道客户主机是否崩溃并关机，或者崩溃又重新启动。许多实现提供的保活定时器可以提供这个能力。

优点：
(1)激活应用程序中的保活选项通常比编写应用程序探查报文更简单。
(2)通过探查可以使服务器知道客户主机是否崩溃又重新启动。
(3)探查报文比应用程序探查报文耗费更少的带宽。

缺点：
(1)在出现短暂错误的情况下，这可能会使一个非常好的连接释放掉。
(2)它们耗费不必要的带宽。
(3)在按分组计费的情况下，会在互联网花掉更多的钱。

主要作用：通过探查，使服务器知道另外一端的客户主机的运行状况。

具体实现参阅我之前的笔记。

2016/8/19