流量整形，延迟以及ACK丢失对TCP发送时序的影响

时间：2016-06-18 10:17:56 阅读：262 评论：0 收藏：0 [点我收藏+]

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TCP是一个连续不断的涓涓细流或者滚滚长江，但这只是理想情况！经过诸多中间网络设备，最终一个TCP流到达接收端的时候，将可能不再保持一个流的形式，而变成了一阵阵的突发...这些突发产生的ACK反过来反馈到发送端，进而对发送端的发送时序产生影响，也就是说对发送端的数据流进行整形，这真是一个典型的涡轮增压反馈系统，根本不是通常认为的那样不可控或者说另一个极端，仅仅是端到端！想驾驭它其实不是那么难，如果有人说仅仅可以靠感觉就可以驾驭它，倒不如说它本来就是1+1=2那般有条有理。如果觉得TCP的行为很难理解，可能只是因为你在试图破坏网络的规则，网络的规则只有两点：效率和公平。真的，杀一个人很容易，却代价高昂，与人相处，很难，却可以细水长流终一生！
本文介绍一下网络对TCP发送端时序的影响如何在报文序列上体现出来，使用Wireshark。

1.如何Wireshark看TCP拥塞窗口的大小

Wireshark是网络协议分析的利器，不光如此，使用它还可以分析“未体现在数据包”里的信息，比如TCP的拥塞窗口的大小。
TCP的拥塞窗口并未体现在数据包本身，它完全是端到端利用网络的反馈信息通过协议栈自己算出来的，这种反馈包括ACK序列以及超时事件等。那么如何通过Wireshark展示的一个TCP流的包序列分析出TCP的拥塞窗口大小呢。
其实很简单，只要算出in flight的数量即可。TCP的发送窗口等于拥塞窗口(cwnd)与对端通告窗口(awnd)中的最小值：
wnd=min(awnd,cwnd)
如果cwnd比awnd大，那可以不关注cwnd，因此其对数据发送无影响(TCP自带了拥塞窗口限制机制，使其不会大得太多，此为制止突发)，因此只关注cwnd小于awnd的情形，此时：
wnd=cwnd
我们知道，在TCP形成一个连续的ACK时钟后，发送是平缓的，所谓的平缓指的是发送行为基于网络上的数据包守恒原则，被确认一个，发送一个，因此：
cwnd=in flight+tosend
tosend是我们将要发送的数据包数量，按照数据包守恒，可以认为tosend是当前被ACK的数据量，按照段数计数，如果接收端未启用delay ACK，那么每次将ACK一个段，即：
cwnd=in flight+1
看上面的公式时，请暂时忘记拥塞窗口的突变，后面会讲。接下来，如果对端启用了delay ACK，那么每次将最多ACK 2个段，即：
cwnd=in flight+max(thisACKed,2)
请暂时忘记ACK丢失的情况，这个普遍可能发生的现象会在TCP发送端到底是数ACK的数量还是数ACK确认的字节数之间引发争议，我个人倾向于这个选择交给TCP自己来做，这充分考虑到昂贵的无线链路中带宽的前向后向不对称性。然后考虑到拥塞避免阶段，我们可以认为：
cwnd=cwnd+(1/cwnd|1)
如果在慢启动阶段，则：
cwnd=cwnd+1
因此，最终我们可得到拥塞窗口的大小：
cwnd=in flight+max(thisACKed,2)+(1/cwnd|1)
现在的问题是如何去求in flight的大小。非常简单，公式如下：
in flight=当前发送到的-当前最后被确认的
我们用一个实际的抓包结果来确认一下，在此之前说明，Wireshark可以为你分析出大多数的in flight报文，只要它能精确确认两个数值：当前发送到的序列号以及当前最后被确认的序列号。因此你可以不必自己去按照上述公式自己去计算，而是直接通过Wireshark就可以看到。我先展示一个确认包：

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然后看一下到此为止发送的数据包的序列号：

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最后我们算一下in flight的数量以及Wireshark展示的相应的值：

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它们是完全一致的！
有的时候，你可能会发现点击Wireshark中某个数据包的时候，并没有展示出in flight的值，那是因为前面有些数据包没有抓到，而且这些未抓取到的数据包和当前数据包之间又没有ACK包，所以不足以提供上述计算in flight值所需要的元素，因此就不会替你计算，不是没有，而是丢失了信息，计算不出来而已。
但是有的时候，有人完全迷信Wireshark的结果(其实说的就包括我自己)，所以造成了令人遗憾又可悲的结果。这到底是怎么回事呢？且看下节。

2.多余的数据包flight到哪儿了？

我做了一个测试，在TCP的发送端加入下列命令模拟一个300ms的数据包延迟：
tc qdisc add dev eth0 root netem delay 300ms
然后同样在TCP发送端进行tcpdump抓包，然后用Wireshark来解析。
我们来看3064号ACK包到达发送端时候的情景：

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在收到该ACK包之前，发送端发送的最后一个数据包是3063号包，从3063号包中可以看到in flight的大小(见前面计算方法)，数据包里显示的in flight只有不到5个数据包，而这是几乎不可能的，我只是在千兆网络上模拟了一个300ms的延迟而已。此时同步用tcpprobe抓取内核协议栈的相关信息，二者的比较如下所示：

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为了展示协议栈里面in flight的值，我修改了tcpprobe，加入了tcp_packets_in_flight(tp)的统计。可以看到732*1460这个大小和Wireshark展示的5840相差甚远！缺失的那些数据flight到哪里了？根据tcpprobe的同一行展示的SND_NXT，我们在Wireshark里面找相关信息：

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3633号包和3063号包之间正好相隔570个包，加上3063号包那里已经计算的4个包，一共也才574到575个包，而tcpprobe显示的是732个数据包in flight，那些缺失的哪里去了？这个是因为tcpdump在抓包的时候，由于packet套接字的效率问题，缓冲区爆满，被kernel丢弃了。这就是抓包时显示的“142 packets dropped by kernel”所表达的含义。
要想明确知道原因，需要对抓包的位置有足够的理解。tcpprobe显示的是TCP栈那里的情景，而tcpdump抓取的确实网卡边界的情景，中间隔了一个“qdisc”逻辑，即队列管理。也就是说TCP确实将732个数据段发出去了，因此它会认为其已经in flight了，但是这些数据并没有到达网上，而是到达了qdisc队列里面，考虑到是千兆网络同一网段的模拟，基本可以忽略传输延迟，因此tcpdump抓取的所谓in flight只是qdisc后面到达接收端的in flight。如果用端到端的观点，qdisc确实也是sky的一部分，但是对于tcpdump附着的网卡来讲，qdisc只是一个island，我想这就是区别：

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这下上面的疑问应该可以解释了。接下来我先扯一点理论方面的东西。

3.插一点理论：拥塞窗口自动变速调节

TCP发送端基于ACK带来的反馈信号发送数据:

1).端到端的数据包守恒反馈

在接收端通告窗口允许的范围内执行数据守恒策略，接收端确认了多少数据就再发多少数据，记为E。

2).网络拥塞状况反馈

根据ACK确认到达的速率，其字段中算出的RTT以及被确认的数据量来增减拥塞窗口，执行加性增乘性减逻辑以保证收敛。在拥塞窗口允许范围内最大限度发送发送通告窗口内的数据，记为W。
在以上两类反馈信号分别允许发送的数据量E和W中取最小的值作为发送量，这样可以同时满足二者的限制。

需要记住的是，发多少数据并不是拥塞窗口决定的，而是对端通告窗口决定的，这个决定由ACK时钟流反馈到发送端，收到ACK后执行数据包守恒，放出被ACK的数据量，发送端理论上还可以发送通告窗口大小的数据，但要问一下网络情况是否允许发送这么多，这就是拥塞窗口的作用，它的增减是一个独立的过程！唯一和别的逻辑交互的点在于:它的值减去in flight的值就是还可以发送的数据量，当它大于最大允许的突发时，拥塞窗口将不再增长，还是那句话，拥塞窗口不能突发增长，这是个反馈系统，只有反馈信号才能诱导窗口增长，所有的拥塞控制算法都在保证增窗是加性的，即缓慢的，一来这是线性控制系统中收敛性的要求，二来它可以让拥塞控制系统捕获到突发，从而禁止拥塞窗口的进一步增长以加重突发，最终造成网络拥塞。这里说的反馈信号就是本节开头描述的那两种反馈信号。

如果你读过Linux的TCP协议实现的代码，我想你应该知道，收到ACK后，可发送的数据量大于一个可承受突发后将不会执行拥塞避免逻辑，由于窗口是缓慢增加的，一旦增加到超过一个突发的节奏，就会马上被拉回来，拉回到in flight的位置。如果你没读过，就看看RFC，然后...算了，请记住这个结论。我本来想把这个反馈系统按照控制论的机理画个图出来，但还是觉得多此一举，还是直接看数据包吧。且看下节。

4.阵发发送与平缓发送

在描述这个问题前，我先给出一个关于Wireshark的“统计-TCP流图形-时间序列(tcptrace)”图的一个查看方法。我不建议看Stenves，因为它的信息不全。在tcptrace图中，我们可以看到三条线：
1).对端的接收端窗口容纳的最高序列号线，阶梯形。
2).发送端发出的序列号以及长度线，典型呈现“工”形。
3).接收端ACK的序列号线，阶梯形
以下图示简单描述了上述的三类线：

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按照轴线图标以及解释，我觉得可以说明一切了，所有的情况，画一条垂直于水平面的线，就是有用的线，它就是代表了窗口。接下来准备一些环境和数据吧。抓取一个TCP流，用Wireshark看，点击“统计-TCP流图形-时间序列(tcptrace)”，可以看到一张图，远看，它是这个样子：

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可是缩放以后近看，它可能是这个样子：

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或者说是这个样子：

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怎么回事呢？正常情况，如果一个TCP流按照常规手段达到一个“平衡”的位置，那么TCP的数据和这些数据产生的ACK序列就构成一个闭合的环形，应该是等距间隔到达的ACK触发平滑的数据发送，可是为什么不是这样呢？是什么导致了上述两幅图的差异呢？我们继续把图放大来看。对于那种阵发发送的序列，我们放大发送数据的那一部分：

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然后再结合不发送数据的那一部分：

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看到什么了吗？在发送数据的那部分，ACK是持续到来的，而在不发送数据的那一刻，ACK并无到来！由于TCP的发送是ACK驱动的，因此我们可以认为，是ACK的阵发导致了数据的阵发发送！那么ACK为何会阵发到达呢？在发送端一再坚持平缓pacing发送的前提下，原因肯定是中间设备阻滞了数据包序列，然后分批放行，导致数据包分批到达接收端，然后分批产生ACK，进而造成了分批触发新的数据，由此反复循环！

具体可以看一下流量整形的细节，本文不再描述。最简单的就是统一设置一个延时，由于TCP是由慢启动开始的，因此一开始数据量只是初始窗口大小的一小段，然后等待这段数据的ACK，再发送另外的段，这种阵发模式将会由于统一延时而被保持下去，即便是数据已经塞满了网络，也还是会保持下去。事实上由于统一延时也是一堵时间墙，因此仅仅设置一个统一的延时，并无法真正模拟“长肥管道”，虽然长肥管道里的数据包也是统一延时的，但这些延时是时间展开的，tc设置的统一延时则是时间阻滞的，因此，设置统一延时后，除了你会看到窗口大增之外，和长肥管道一点也不像。

5.如何从RTT看网络拥塞

下面我们来看一下RTT对数据发送的影响，这方面的理论已经烂大街了，所以我不想一再重复。结论如下：
1).RTT不会缓增缓降(线性的)，而是陡增陡降的(指数级)，这是网络排队的本质决定的；
2).是RTT的变化率而不是RTT本身描述了网络的情况，RTT可能是固有的，需要关注的是其变化率；
3).观察RTT的变化率应从以下两方面入手：
a.对变化率求导，甚至二阶导数，找出拐点，预测队列清空以及继续排队。事件发生的时候，TCP收到反馈后怕是来不及反应；
b.RTT持平的时候，可以过滤出噪声丢包，这种信号如果能被TCP发送端捕获，将不必乘性减窗而重传。
下面展示一下从Wireshark的时间/序列号图以及RTT/序列号的对比：
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6.ACK丢失的情况

最后我们来看下ACK丢失会怎样。通常人们很难想象ACK会丢失，也不会在乎ACK丢失的后果，人们总是仅仅关注手头上正在做的，比如TCP数据的发送。ACK是可能丢失的，并且ACK不会被ACK，因此不会被重传，TCP接收端记得住它接收到了哪里，因此任意时刻它都能给出正确的ACK。问题是这对于发送端意味着什么。
        ACK是发送端的时钟！
        如果连续的ACK丢失了，就会出现一个ACK确认了大块数据的场景，由于前面ACK连续丢失，发送端久久未收到时钟反馈导致数据不能发送，但其实就像带突发的令牌桶一样，这段时间内需要发送但未发送的数据可能被积累了，一旦收到一个确认很多数据的ACK，TCP希望这个ACK作为一个积累令牌可以补偿ACK丢失带来的空窗期，但是这样做是有问题的，它可能会造成突发。因此TCP把这个策略的选择留给了用户，TCP有两个选择，一个是按照ACK确认的数据量来反馈，一个是按照单纯的ACK包的数量来反馈，前一种选择更精细，然而后一种选择则更加真实的反馈了网络情况。
        值得注意的是，整个互联网中已经有相当的百分比的数据包是单纯的裸ACK包了，作为一种控制信令，它已经跟数据本身一样纵横逍遥在互联网各个链路中了。

流量整形，延迟以及ACK丢失对TCP发送时序的影响

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原文地址：http://blog.csdn.net/dog250/article/details/51704521

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