11 | 拥塞：TCP是如何探测到拥塞的？

你好，我是胜辉。

前面两节课，我们通过真实的案例，一起学习了TCP传输方面的知识，比如其中的核心概念：往返时间、接收窗口和发送窗口、在途字节数，还有推导出来的核心公式。

当然，在实际场景里，我们可以直接利用Wireshark的I/O Graph查看速度趋势图，这样最方便，并且有不同时段的速度，方便我们对整体状况做全面的评估。

不过，不知道你有没有发现，TCP传输的起始阶段，速度都是从低到高升上来的，很少有一上来就直接以最终速度运行的情形。其实，这个行为跟 TCP拥塞控制有着密切的关系。所以这节课，我会带你了解什么是拥塞窗口、TCP是如何检测和避开拥塞的。这样呢，以后你处理TCP拥塞相关的问题时候，就能有的放矢，做到有针对性的分析了。

好，让我们来看一个具体的案例吧。

案例

在公有云服务的时候，我们有个银行的客户，他们有一次需要跨机房拷贝一个大文件，也就是用SCP命令，把文件从公有云机房拷贝到他们的自建机房。但是客户发现速度比较慢，让我们看一下原因。

架构上说，客户自己的机房在上海，公有云上的资源则在北京。地理位置相差很远，而且机房所属的性质也完全不同，那两者如何通信呢？走公网的话不太安全，而且速度和质量没有保障。

如果你熟悉网络的话，可能知道可以在两个机房之间搭建VPN。而从可靠性角度考虑，客户选择了使用公有云的专线产品，也就是在上海自有机房和北京公有云之间，打通了专线。这样，客户在上海的自有机房，就可以直接以10.x.x.x这种内网地址，直达他们在北京公有云的资源，就好像真的在同一个内网一样。是不是挺酷的？

补充：上传的抓包文件我做了脱敏修改，所以IP也是随机值而不是10.x.x.x。

可是，他们在传输文件的时候，发现速度只有200KB/s左右，达不到购买的专线带宽值。正好他们也在传输过程做了tcpdump抓包，我们来看看这个抓包文件的具体情况。

抓包示例文件已上传至 Gitee，你可以用Wireshark打开这个文件，跟随我的分析步骤来同步学习。

跟我们在第9讲和第10讲学过的一样，我们可以用 I/O Graph 这个小工具来直观地看一下传输速度：

从图上看，速度大体上在100~200KB/s之间浮动，有少数几个时段的速度在230KB/s左右。这是传输速度方面的整体概览。

另外就是要查看TCP传输过程中的一些行为了，这些行为没办法在I/O Graph上体现出来，但是它们很可能就是“因”，正是因为它们，才有了传输速度这个“果”。

现在课程快学到一半了，你应该对Expert Information很熟悉了吧？这次也不例外，我们来看一下Expert Information：

可见信息量还挺大的，包括了多种行为。

Warning级别有两种，分别是乱序（Out-of-Order）和前面报文未抓取的情形。这两者本质上都是乱序引起的现象。
Note级别，一共有四种，分别是：
- Spurious重传：这是已经被确认过的数据再一次被重传。
- 快速重传：收到3次及以上次数的重复确认后，不等超时就做出的重传。
- 重传：超时计时器到点而触发的重传，这就是有名的超时重传。
- 重复确认：确认号重复的多个报文，重复确认是引发快速重传的原因。
Chat级别的 TCP Window update，这里主要是客户端（上海）向SSH服务端（北京）通告自己的接收窗口的变化，是比较正常的行为。

既然还是跟传输速度相关的话题，你应该还记得上节课刚深入讨论过的TCP Window Full了吧？但是这里为什么一条这样的信息都没有呢？

对于TCP传输来说，其速度大体上是窗口/往返时间。而这里的窗口，在不同情境下就有着不同的含义。我们用CW（Congestion Window）来指代自身的拥塞窗口，而用RW（Receive Window）指代对端的接收窗，那么：

当RW<CW时，这里的“窗口”就是RW；
当RW>CW时，这里的“窗口”就是CW。

对于情况1，也就是对端的接收窗口小于自身拥塞窗口的情况，一般意味着传输过程中没有或者很少有“拥塞”发生，因而拥塞窗口能增长到较高的值。所以，传输速度的上限就是对端接收窗口值决定的。这样呢，也就容易在Wireshark里观察到TCP Window Full这样的现象。当然，也不是每次都一定有TCP Window Full，像第9讲的案例就没有。

对于情况2，也就是对端的接收窗口大于自身拥塞窗口的情况，这一般意味着传输过程中遇到了“拥塞”，因而拥塞窗口进行了适配，也就是往下调整，这往往会使得拥塞窗口变得比较小。

事实上，我们在第9讲也已经初步介绍了上面这些知识。我做一下搬运工，同时也做一下美工，对第9讲的图补充了Wireshark可能解读出来的信息，供你参考。下次你在Wireshark看到TCP Window Full、Out-of-Order、或者retransmission时，就可以跟这里的图对应起来，协助你排查传输速度方面的问题了。

在当前这个案例里，因为乱序、重传等都有大几千个，非常多，所以我们初步判断，应该就是这些事件导致传输遇到了拥塞，也进而限制了传输速度。那么到这里，我们也就正式进入拥塞机制的学习了。我会给你概括其关键部分，也会结合案例里的抓包文件，来带你获得一个更加感性的认识。

TCP拥塞控制

为了应对错综复杂的互联网网络环境，TCP使用了拥塞控制机制来确保传输速度和稳定性。这里你也要注意，总的来说，拥塞控制主要是通信两端自己需要实现的功能，而途中的网络设备，比如交换机、路由器等等，除了可能会发出拥塞通知报文以外，其他时候它们只管转发报文，都是不会担负更多的拥塞控制的责任的。

TCP拥塞控制主要有四个重要阶段：

慢启动；
拥塞避免；
快速重传；
快速恢复。

其中还包括拥塞窗口这个概念，接下来我给你逐一介绍一下。

慢启动

Slow Start，是指TCP传输的开始阶段是从一个相对低的速度（“慢”一词的由来）开始的。事实上，在这个阶段，拥塞窗口会以翻倍的方式增长，所以从增长过程来看，叫“快启动”也未尝不可。

具体来说，在这个阶段，每次TCP收到一个确认了数据的ACK，拥塞窗口就增加一个MSS。比如下面这样：

不过这里的“确认了数据的ACK”怎么理解呢？

它说的是有确认数据的ACK报文，而不是重复的ACK报文。比如收到2个ACK但确认号一样，那第二个ACK就不是“确认了数据的ACK”了，拥塞窗口不会增加2个MSS，而是只增加1个MSS。

那么，这个过程什么时候终止呢？是下面两件事中有一件发生时：

遇到了拥塞；
拥塞窗口增长到慢启动阈值。

慢启动阈值

慢启动阈值（也有人称之为慢启动门限），英文简称ssthresh。过了这个阈值，拥塞窗口的增长速度立刻就放缓了，变成了每过一个RTT，拥塞窗口就只增长一个MSS（此前是每个确认数据的ACK，增长一个MSS）。

比如上图的例子中，假设ICW是4个MSS，ssthresh是32个MSS。在慢启动阶段，经过一个RTT后，CW扩大为8个MSS，然后是16个MSS，32个MSS，以指数级上升。

那么到了这个阈值后，TCP就进入了拥塞避免阶段，每过一个RTT，拥塞窗口只增加一个MSS，于是在图上看，就又变成了一条平直的斜率比较低的直线了。

那么，如果拥塞窗口正好等于慢启动阈值，发送方应该选择继续慢启动过程（指数性增长），还是拥塞避免过程（线性增长）呢？ RFC5681 的规定是“没有规定”，两种都可以。

间隔确认

这里有个情况必须要提一下。很多TCP实现里（比如Windows系统），确认报文是这样工作的：如果收到连续多个报文，确认报文是一个隔一个回复。也就是：

收到1、2，对2进行确认；
收到3、4，对4进行确认。

比如就在这个案例里，我们很容易就发现有这种隔一个报文再确认的现象：

上图中，我们选中了17号报文，Wireshark自动找到了被它确认的16号报文，也在它的左边打上了一个小小的勾。当然，我们也可以通过对比NextSeq和ACK来找到这种关系。我在图中就用红框和箭头找到了这里的3对TCP确认关系。

这样的间隔ACK，可能会使得拥塞窗口的增长速度，比每次都ACK要更低一些。

拥塞窗口

Congestion Window，缩写是CWND，或者CW。拥塞窗口是不是操作系统全局统一的配置呢？其实这是比较常见的误解。拥塞窗口是每个连接分开维护的，比如同一个主机有两个TCP连接在传输数据的话，那么这两个连接就各自维护自己的拥塞窗口，比如一个很大而一个很小，都没有关系。

下图中，我用CW指代拥塞窗口，图中CW1到CW8都是各自不同、独立维护的拥塞窗口：

这里还有一个子概念很重要，叫初始拥塞窗口，英文是Initial Congestion Window（或者Initial Window），缩写为ICW（或者IW）。

在Linux内核3.0以前，初始拥塞窗口的大小比较小，在2到4个MSS。2010年，谷歌提出，为了充分利用现代互联网的传输能力，Linux应该把ICW从2~4个MSS提升到10个MSS。这也被应用到了Linux内核3.0版本及以后的版本中，比如在include/net/tcp.h中，就定义了TCP_INIT_CWND的值为10。

/* TCP initial congestion window as per rfc6928 */
    #define TCP_INIT_CWND       10

前面刚介绍过，在慢启动阶段，每过一个RTT，拥塞窗口就翻倍。那么不同的ICW就会造成不同的传输速度，比如：

看着ICW的变迁，我真的就觉得很多知识是相通的。还记得我们在第3讲学习TCP握手的时候，介绍的Window Scale概念吗？为什么已经有Window字段，设计者们还要创造Window Scale呢？本质原因还是互联网发展很快，原先设计的Window不够用了。

那么现在ICW的增加也是如此：既然互联网条件好了那么多，咱就不要过于谨慎了吧？天地大得很，上来就迈大点的步子，后面跑起来就快上加快了！

拥塞避免

前面我说过，传输过了慢启动阈值（ssthresh）之后，就进入了拥塞避免阶段。这个阶段的特征是“和性增长乘性降低”，英文是Addictive increase/mutiplicative decrease，缩写为AIMD。它也翻自英文，怪不得这中文念起来略有不顺，特别是“和性增长”。其实说是“佛系增长”也许更容易理解吧，因为增长很慢，挺佛系的。

那么，因为AIMD的关系，每一个RTT里，拥塞窗口只增长一个MSS，所以这个阶段的拥塞窗口的增长是线性的。直到探测到拥塞，然后拥塞窗口就要往下降。这个下降是直接减半的，所以叫乘性降低。我画了一个示意图，给你做参考：

当然，图中的第二个拥塞点比第一个低只是一种可能的情况，现实场景里什么情况都可能有，因为网络状况本身就是动态变化的。

窗口和MSS的关系

本来这也属于拥塞算法相关的知识点，但因为确实是比较常见的误区，所以我在这里单独拎出来介绍一下。首先，窗口一般比MSS大，而且大很多，可能会有个别同学以为“MSS就是窗口最大值”。其实这是反过来的：窗口值一般比MSS大很多，相当于就是MSS的某个倍数，比如2倍、10倍、50倍等等。

MSS是有确定上限的，我在前面课程里都多次提到过，MSS一般为1460，当然根据实际情况，也经常会有更低的值。比如，开启TCP timestamp等Option的话，肯定要相应地从1460字节里扣去这部分字节数，这样的话MSS就会低于1460，比如可能是1440字节。

你可以理解为：窗口就是n个MSS。

补充：确切来说，窗口的单位是字节数，所以也经常不是MSS的整数倍，这也都是正常的。

快速重传

TCP每发送一个报文，就启动一个超时计时器。如果在限定时间内没收到这个报文的确认，那么发送方就会认为，这个报文已经在网络上丢失了，于是需要重传这个报文，这种形式叫做超时重传。

一般来说，TCP的最小超时重传时间为200ms。这样的超时重传的机制虽然解决了丢包的问题，但也带来了一个新的问题：如果每次丢包都要等200ms或者更长时间，那应用不是就不能及时处理了吗？特别是对于有些时间敏感型的应用来说，影响更为严重。

所以，TCP会用另外一种方式来解决超时重传带来的时间空耗的问题，就是用快速重传。在这个机制里，一旦发送方收到3次重复确认（加上第一次确认就一共是4次），就不用等超时计时器了，直接重传这个报文。

快速恢复

这是TCP Reno算法引入的一个阶段，它是跟随快速重传一起工作的。跟之前的“慢启动->拥塞避免->慢启动->拥塞避免”这种做法不同的是，在遇到拥塞点之后，通过快速重传，就不再进入慢启动，而是从这个减半的拥塞窗口开始，保持跟拥塞避免一样的线性增长，直到遇到下一个拥塞点。你可以参考下面的图片来理解，橙色线就是快速恢复阶段：

那么，是不是有了快速重传和快速恢复，传输过程中都不用反复进入慢启动了呢？其实并不是这样。如果遇到超时，也一样要回到慢启动阶段，重新开始。

回到案例

好了，拥塞控制相关的知识点告一段落。这里，正好我们结合实际案例，来学习一下这部分知识。

在这次从北京传输文件到上海的过程中，有没有慢启动呢？要查看这个信息，用Wireshark的TCP Stream Graphs再合适不过了。我们打开Statistics菜单下的TCP Stream Graphs -> Time Sequence (Stevens)，得到下图：

这里的斜率还是比较平稳的，说明虽然有很多乱序和重传，但整体速度还算稳定。当然，如果我们放大这条线，就能看到不同的景象了。比如放大到前10秒，明显曲线的波动幅度加大了不少：

我们可以看到，在起点的时候，这条曲线的斜率是很高的，过了0.5秒以后开始平缓，然后到了2.5秒开始又陡峭了，然后大体上在循环着这个过程。这样看来，你可能会想：“陡的部分都是在慢启动吗？”

整体来说，确实可以这么理解。陡的部分是慢启动过程，所以斜率比较高；缓的部分是拥塞避免阶段，斜率比较低一些。

所以我们也发现，慢启动不是只在TCP连接启动时候发生，而是可能在传输过程中发生多次。前面的示意图里就显示，一旦拥塞避免阶段探测到了拥塞，TCP还是会回到慢启动过程，只是这次的慢启动阈值跟之前的不同。然后如果多次遇到拥塞，就会重复这个过程，直到传输结束。

而要查看最初的慢启动的过程（最初的慢启动也称为冷启动，Cold Start），还得继续放大。比如下图中，我们在0~0.4秒区间内，才终于明显找到它了。

这里我用红色方框标注出了每一次往返时间（RTT），那么在每个RTT内，22端口都连续发送了很多报文给到客户端，每次报文的序列号都是图上的一个点。显然，每个RTT后，发送的报文数量，都比前一轮RTT里发送的更多。

那你可能会有疑问：为什么这里的慢启动，并没有严格按照“翻倍”这样的原则来进行，比如说第二个红框的高度应该是第一个红框高度的两倍，但为什么图上并不是这样呢？

我个人的理解是这样的：在慢启动阶段，并不一定是“每次RTT就翻倍”，也可能会比翻倍低一些。这是因为，在慢启动阶段，TCP每收到一个ACK，拥塞窗口就增加一个MSS。假设初始拥塞窗口是2 MSS，发送2个数据报文后：

收到1个ACK（也就是间隔确认），那么在这次RTT内，拥塞窗口就变成了3 MSS，这是“不翻倍”的。
收到2个ACK，那么在这次RTT内，拥塞窗口就变成了4 MSS，这是“翻倍”的。

然后我们再看一下拥塞。在这个Graph中，也明显有几个点出现了异常。因为Y轴代表序列号，那么这些低处的点位，它们的序列号自然就是比前一个更低（也就是更小）的值，说明这些是老的报文再次发了出去，所以可以判断为是重传。

比如我们选中最下面这个点。这里的点都比较小，定位起来稍麻烦一些。你如果没有一点外科医生的手艺，那还是多一些耐心吧，慢慢移动鼠标才能定位到它。

定位到这个点之后，发现它是201号报文。在主窗口里，我们可以看到，201号报文是一个TCP Fast Retransmission，也就是快速重传报文。那么通过这个重传，TCP拥塞控制机制就感知到了拥塞，然后进入了拥塞避免阶段。

好了，拥塞的知识点介绍得差不多了，案例也快结束了。那么案例的结论又是什么呢？

其实就是专线上的限速设置失误造成的。这个限速应该是通过网络硬件设备完成的，它单位时间内只允许一定字节数的报文通过，如果超过限制，就会丢弃这些报文。

现在我们学习了TCP拥塞控制机制，应该已经明白了：丢包对于发送端来说就是“拥塞”，然后它就根据拥塞控制机制，主动进入拥塞避免阶段，以确保传输速度，不至于大面积丢包。事实上就自动降低了速率，达到了我们想要的“限速”的效果。

我们的同事把这个限速设置值给搞错了，并不是客户购买的那个带宽值。修正之后就解决了问题。

虽然说这个排查很简单，不过通过这些抓包文件的拆解分析，还是可以对我们理解TCP拥塞控制的机制，有很大的帮助。

实验一下

拥塞控制机制对TCP传输十分重要，技术细节也很复杂，所以是由内核实现的。这也是内核实现TCP栈的巨大优势：应用程序可以集中于业务逻辑，而不需要操心传输和拥塞这种底层细节了。

那么，这是不是意味着，TCP拥塞这个东西有点“高冷”，咱们也就看看，评论一下，好像啥都做不了？

并不是，接下来的实验，就是可以改变一些拥塞控制行为的。

实验1：修改初始拥塞窗口

有些时候，我们也有修改拥塞行为的需求。比如，修改初始拥塞窗口（ICW）。这样，当你认为某条链路网络状况比较糟糕，用更低的ICW更合理时，就可以这么做。

在Linux操作系统上，修改初始拥塞窗口的方法是这样的：

运行ip route命令，找到当前的路由条目，把整行都进行复制，记为item：

$ ip route
    default via 10.0.2.2 dev enp0s3 proto dhcp src 10.0.2.15 metric 100

运行ip route change item initcwnd n，把路由项item的初始拥塞窗口修改为n，比如改为2：

$sudo ip route change default via 10.0.2.2 dev enp0s3 proto dhcp src 10.0.2.15 metric 100 initcwnd 2

实验2：改变TCP拥塞控制算法

有时候，我们还需要调整TCP拥塞控制算法。在Linux里，我们可以通过 sysctl命令，查看或者修改这个算法。比如，Linux默认是用cubic算法，那你可以运行下面这条命令，看看是不是这样？

$ sysctl net.ipv4.tcp_congestion_control
    net.ipv4.tcp_congestion_control = cubic

那如果你想用最新的BBR算法，该怎么做呢？如果内核大于4.9，Linux里就已经默认带有BBR了。执行下面的命令即可：

$ sudo sysctl net.ipv4.tcp_congestion_control=bbr #配置拥塞算法为BBR
    net.ipv4.tcp_congestion_control = bbr
    $ sudo sysctl net.core.default_qdisc=fq           #调整缓存队列算法
    net.core.default_qdisc = fq

补充：把这些配置写入到/etc/sysctl.conf，即使机器重启，配置也会保持不变。

TCP BBR拥塞控制算法是Google于2016年提出的新的算法。它的开发背景是，当今网络设备的缓存越来越大，导致丢包这个行为不像以前缓存小的时代那么频繁，但是报文延迟的问题比以前严重了。所以，要更加准确地探测拥塞，我们应该更多地关注延迟，并基于延迟的变化作出拥塞窗口的调整。

小结

这节课，我们学习了TCP传输中非常核心的一块内容：拥塞控制。拥塞控制的实现，主要依靠这几个环节。

慢启动：每收到一个ACK，拥塞窗口（CW）增加一个MSS。
拥塞避免：策略是“和性增长乘性降低”，每一个RTT，CW增加一个MSS。
快速重传：接收到3次或者以上的重复确认后，直接重传这个丢失的报文。
快速恢复：结合快速重传，在遇到拥塞点后，跳过慢启动阶段，进入线性增长。

另外，我们也复习了拥塞窗口（CW）和接收窗口（RW）是如何决定了传输速度上限的，简单来说：

当RW<CW时，速度由RW决定；
当RW>CW时，速度由CW决定。

然后，我们也知道了拥塞窗口（CW）是每条连接分开各自维护的，以及初始拥塞窗口（ICW）的概念，并且知道，从Linux 3.0内核开始，ICW已经提升到10个MSS。

在Wireshark使用技巧上，你也要清楚如何用 TCP Stream Graphs 的Time sequence (Stevens)小工具，来观察慢启动和拥塞避免等现象，包括其中发生的快速重传等行为，都可以在图上看到，这非常有利于你的排查工作。

除此之外，我们也可以对拥塞控制做一些调整：

用ip route change命令，调整某个网卡接口的初始拥塞窗口。
用sysctl net.ipv4.tcp_congestion_control命令，查看和修改内核使用的拥塞控制算法。

思考题

你在工作中有没有遇到拥塞引起的问题，或者有没有在抓包分析过程中，观察到过拥塞现象呢？欢迎在留言区分享你的经验，我们一同成长、进步。

附件

抓包示例文件：https://gitee.com/steelvictor/network-analysis/tree/master/11

大师兄