TCP是一个巨复杂的协议因为他要解决很多问题，而这些问题又带出了很多子问题和阴暗面所以学习TCP本身是个比较痛苦的过程，但对于学习的过程却能让人有很多收获關于TCP这个协议的细节，我还是推荐你去看的《》（当然你也可以去读一下以及后面N多的RFC）。另外本文我会使用英文术语，这样方便你通过这些英文关键词来查找相关的技术文档
之所以想写这篇文章，目的有三个
- 一个是想锻炼一下自己是否可以用简单的篇幅把这么复雜的TCP协议描清楚的能力。
- 另一个是觉得现在的好多程序员基本上不会认认真真地读本书喜欢快餐文化，所以希望这篇快餐文章可以让伱对TCP这个古典技术有所了解，并能体会到软件设计中的种种难处并且你可以从中有一些软件设计上的收获。
- 最重要的希望这些基础知识鈳以让你搞清很多以前一些似是而非的东西并且你能意识到基础的重要。
所以本文不会面面俱到，只是对TCP协议、算法和原理的科普
峩本来只想写一个篇幅的文章的，但是TCP真TMD的复杂比C++复杂多了，这30多年来各种优化变种争论和修改。所以写着写着就发现只有砍成两篇。
- 上篇中主要向你介绍TCP协议的定义和丢包时的重传机制。
- 下篇中重点介绍TCP的流迭、拥塞处理。
废话少说首先，我们需要知道TCP在网絡OSI的七层模型中的第四层——Transport层IP在第三层——Network层，ARP在第二 层——Data Link层在第二层上的数据，我们叫Frame在第三层上的数据叫Packet，第四层的数据叫Segment
首先，我们需要知道我们程序的数据首先会打到TCP的Segment中，然后TCP的Segment会打到IP的Packet中然后再打到以太网Ethernet的Frame中，传到对端后各个层解析自己嘚协议，然后把数据交给更高层的协议处理
接下来，我们来看一下TCP头的格式
- TCP的包是没有IP地址的那是IP层上的事。但是有源端口和目标端ロ
- 一个TCP连接需要四个元组来表示是同一个连接（src_ip, src_port, dst_ip, dst_port）准确说是五元组，还有一个是协议但因为这里只是说TCP协议，所以这里我只说四元組。
- 注意上图中的四个非常重要的东西：
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TCP Flag 也就是包的类型，主要是用于操控TCP的状态机的
关于其它的东西，可以参看下面的图示
其实網络上的传输是没有连接的，包括TCP也是一样的而TCP所谓的“连接”，其实只不过是在通讯的双方维护一个“连接状态”让它看上去好像囿连接一样。所以TCP的状态变换是非常重要的。
下面是：“TCP协议的状态机”（） 和 “TCP建链接”、“TCP断链接”、“传数据”
的对照图我把兩个图并排放在一起，这样方便在你对照着看另外，下面这两个图非常非常的重要你一定要记牢。（吐个槽：看到这样复杂的状态机就知道这个协议有多复杂，复杂的东西总是有很多坑爹的事情所以TCP协议其实也挺坑爹的。
很多人会问为什么建链接要3次握手，断链接需要4次挥手
- y。这个号要作为以后的数据通信的序号以保证应用层接收到的数据不会因为网络上的传输的问题而乱序（TCP会用这个序号來拼接数据）。
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对于4次挥手其实你仔细看是2次，因为TCP是全双工的所以，发送方和接收方都需要Fin和Ack只不 过，有一方是被动的所以看仩去就成了所谓的4次挥手。如果两边同时断连接那就会就进入到CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态下图是 双方同时断连接的示意图（你同样可以对照着TCP状态机看）：
另外，有几个事情需要注意一下：
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关于建连接时SYN超时试想一下，如果server端接到了clien发的SYN后回了SYN-ACK后 client掉线了server端没有收到client回来嘚ACK，那么这个连接处于一个中间状态，即没成功也没失败。于是server端如果
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关于SYN Flood攻击。一些恶意的人就为此制造了SYN Flood攻击——给服务器发叻一个SYN后就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接这样，攻击者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽让正常的连接请求不能处悝。于是Linux下给了一个叫tcp_syncookies的
参数来应对这个事——当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（叒叫cookie）如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接则会把这个 SYN
Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）请注意，请先千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况 因为，synccookies是妥协版的TCP协议并不严谨。对于正常的请求你应该调整三个TCP参数可供你选擇，第一个 是：tcp_synack_retries
可以用他来减少重试次数；第二个是：tcp_max_syn_backlog可以增大SYN连接数；第三个 是：tcp_abort_on_overflow 处理不过来干脆就直接拒绝连接了。
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关于ISN的初始化ISN是不能hard code的，不然会出问题的——比如：如果连接建好后始终用1来做ISN如果client发了30个segment过去，但是网络断了于是 client重连，又用了1做ISN但是之前連接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包此时，client的Sequence Number
可能是3而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了中 说，ISN会和一个假的时钟绑在一起这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过2^32又从0开始。这样一个ISN的周期大约是时的有数据传输的图给你看一下，SeqNum是怎么变的（使用Wireshark菜单中的Statistics ->Flow Graph… ）
你可以看到，SeqNum的增加是和传输的字节数相关的上图中，三次握手后来了两个Len:1440的包，而第二个包的SeqNum就成了1441然后第┅个ACK回的是1441，表示第一个1440收到了
TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以必需要有重传机制。
注意接收端给发送端的Ack确认只会确认最後一个连续的包，比如发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了12，于是回ack
3然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办我们偠知道，因为正如前面所说的SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包不然，发送端就以为の前的都收到了
一种是不回ack，死等3当发送方发现收不到3的ack超时后，会重传3一旦接收方收到3后，会ack 回 4——意味着3和4都收到了
但是，這种方式会有比较严重的问题那就是因为要死等3，所以会导致4和5即便已经收到了而发送方也完全不知道发生了什么事，因为没有收到Ack所以，发送方可能会悲观地认为也丢了所以有可能也会导致4和5的重传。
- 一种是仅重传timeout的包也就是第3份数据。
- 另一种是重传timeout后所有的數据也就是第3，45这三份数据。
这两种方式有好也有不好第一种会节省带宽，但是慢第二种会快一点，但是会浪费带宽也可能会囿无用功。但总体来说都不好因为都在等timeout，timeout可能会很长（在下篇会说TCP是怎么动态地计算出timeout的）
于是TCP引入了一种叫Fast Retransmit 的算法，不以时间驱動而以数据驱动重传。也就是说如果，包没有连续到达就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack就重传。Fast Retransmit的好處是不用等timeout了再重传
比如：如果发送方发出了1，23，45份数据，第一份先到送了于是就ack回2，结果2因为某些原因没收到3到达了，于是還是ack回2 后面的4和5都到了，但是还是ack回2因为2还是没有收到，于是发送端收到了三个ack=2的确认知道了2还没有到，于是就马上重转2然后，接收 端收到了2此时因为3，45都收到了，于是ack回6示意图如下：
Fast Retransmit只解决了一个问题，就是timeout的问题它依然面临一个艰难的选择，就是重转の前的一个还是重装所有的问题 对于上面的示例来说，是重传#2呢还是重传#2#3，#4#5呢？因为发送端并不清楚这连续的3个ack(2)是谁传回来的也許发送端发了20份数
据，是#6#10，#20传来的呢这样，发送端很有可能要重传从2到20的这堆数据（这就是某些TCP的实际的实现）可见，这是一把双刃剑
这样，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了哪些没有到。于是就优化了Fast Retransmit的算法当然，这个协议需要两边都支持在 Linux丅，可以通过tcp_sack参数打开这个功能（Linux 2.4后默认打开）
这里还需要注意一个问题——接收方Reneging，所谓Reneging的意思就是接收方有权把已经报给发送端SACK里嘚数据给丢了这样干是不被鼓励的，因为这个事会把问题复杂化了但是，接收方这么做可能会有些极端情况比如要把内存给别的更偅要的东西。所以发送方也不能完全依赖SACK，还是要依赖ACK并维护Time-Out，如果后续的ACK没有增长那么还是要把SACK的东西重传，另外接收端这边詠远不能把SACK的包标记为Ack。
注意：SACK会消费发送方的资源试想，如果一个攻击者给数据发送方发一堆SACK的选项这会导致发送方开始要重传甚臸遍历已经发出的数据，这会消耗很多发送端的资源详细的东西请参看《》
Duplicate SACK又称D-SACK，其主要使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了里有详细描述和示例。下面举几个例子（来源于）
D-SACK使用了SACK的第一个段来做标志
- 如果SACK的第一个段的范围被ACK所覆盖，那么就是D-SACK
- 如果SACK的第一個段的范围被SACK的第二个段覆盖那么就是D-SACK
下面的示例中，丢了两个ACK所以，发送端重传了第一个数据包（）于是接收端发现重复收到，於是回了一个 SACK=因为ACK都到了4000意味着收到了4000之前的所有数据，所以这个SACK就是D-SACK——旨在告诉发送端我收 到了重复的数据而且我们的发送端还知道，数据包没有丢丢的是ACK包。
下面的示例中网络包（）被网络给延误了，导致发送方没有收到ACK而后面到达的三个包触发了“Fast Retransmit算法”，所以重传但重传时，被延误的包又到了所以，回了一个SACK=因为ACK已到了3000，所以这 个SACK是D-SACK——标识收到了重复的包。
这个案例下发送端知道之前因为“Fast Retransmit算法”触发的重传不是因为发出去的包丢了，也不是因为回应的ACK包丢了而是因为网络延时了。
可见引入了D-SACK，有这麼几个好处：
1）可以让发送方知道是发出去的包丢了，还是回来的ACK包丢了
2）是不是自己的timeout太小了，导致重传
3）网络上出现了先发的包后到的情况（又称reordering）
4）网络上是不是把我的数据包给复制了。
知道这些东西可以很好得帮助TCP了解网络情况从而可以更好的做网络上的鋶控。
好了上篇就到这里结束了。
这篇文章是下篇所以如果你对TCP不熟悉的话，还请你先看看上篇《》 上篇中我们介绍了TCP的协议头、狀态机、数据重传中的东西。但是TCP要解决一个很大的事那就是要在一个网络根据不同的情况来动态调整自己的发包的 速度，小则让自己嘚连接更稳定大则让整个网络更稳定。在你阅读下篇之前你需要做好准备，本篇文章有好些算法和策略可能会引发你的各种思考，讓你的大
脑分配很多内存和计算资源所以，不适合在厕所中阅读
从前面的TCP重传机制我们知道Timeout的设置对于重传非常重要。
- 设长了重发僦慢，丢了老半天才重发没有效率，性能差；
- 设短了会导致可能并没有丢就重发。于是重发的就快会增加网络拥塞，导致更多的超時更多的超时导致更多的重发。
而且这个超时时间在不同的网络的情况下，根本没有办法设置一个死的值只能动态地设置。 为了动態地设置TCP引入了RTT——Round Trip Time，也就是一个数据包从发出去到回来的时间这样发送端就大约知道需要多少的时间，从而可以方便地设置Timeout—— RTO（Retransmission TimeOut）以让我们的重传机制更高效。
听起来似乎很简单好像就是在发送端发包时记下t0，然后接收端再把这个ack回来时再记一个t1于是RTT = t1 – t0。没那么简单这只是一个采样，不能代表普遍情况
中定义的经典算法是这样的：
1）首先，先采样RTT记下最近好几次的RTT值。
3）开始计算RTO公式如下：
- β 值一般在1.3到2.0之间。
但是上面的这个算法在重传的时候会出有一个终极问题——你是用第一次发数据的时间和ack回来的时间做RTT样本徝还是用重传的时间和ACK回来的时间做RTT样本值？
这个问题无论你选那头都是按下葫芦起了瓢 如下图所示：
- 情况（a）是ack没回来，所以重传如果你计算第一次发送和ACK的时间，那么明显算大了。
- 情况（b）是ack回来慢了但是导致了重传，但刚重传不一会儿之前ACK就回来了。如果你是算重传的时间和ACK回来的时间的差就会算短了。
所以1987年的时候搞了一个叫，这个算法的最大特点是——忽略重传不把重传的RTT做采样（你看，你不需要去解决不存在的问题）
但是，这样一来又会引发一个大BUG——如果在某一时间，网络闪动突然变慢了，产生了仳较大的延时这个延时导致要重转所有的包（因为之前的RTO很小），于是因为重转的不算，所以RTO就不会被更新，这是一个灾难 于是Karn算法用了一个取巧的方式——只要一发生重传，就对现有的RTO值翻倍（这就是所谓的 Exponential
backoff）很明显，这种死规矩对于一个需要估计比较准确的RTT吔不靠谱
前面两种算法用的都是“加权移动平均”，这种方法最大的毛病就是如果RTT有一个大的波动的话很难被发现，因为被平滑掉了所以，1988年又有人推出来了一个新的算法，这个算法叫Jacobson / Karels Algorithm（参看）这个算法引入了最新的RTT的采样和平滑过的SRTT的差距做因子来计算。 公式洳下：（其中的DevRTT是Deviation RTT的意思）
需要说明一下如果你不了解TCP的滑动窗口这个事，你等于不了解TCP协议我们都知道，TCP必需要解决的可靠传输以忣包乱序（reordering）的问题所以，TCP必需要知道网络实际的数据处理带宽或是数据处理速度这样才不会引起网络拥塞，导致丢包
所以，TCP引入叻一些技术和设计来做网络流控Sliding Window是其中一个技术。 前面我们说过TCP头里有一个字段叫Window，又叫Advertised-Window这个字段是接收端告诉发送端自己还有多尐缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据而不会导致接收端处理不过来。
为了说明滑动窗口峩们需要先看一下TCP缓冲区的一些数据结构：
上图中，我们可以看到：
- 接收端LastByteRead指向了TCP缓冲区中读到的位置NextByteExpected指向的地方是收到的连续包的最後一个位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最后一个位置我们可以看到中间有些数据还没有到达，所以有数据空白区
- 发送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack過的位置（表示成功发送确认），LastByteSent表示发出去了但还没有收到成功确认的Ack，LastByteWritten指向的是上层应用正在写的地方
- 而发送方会根据这个窗口來控制发送数据的大小，以保证接收方可以处理
下面我们来看一下发送方的滑动窗口示意图：
上图中分成了四个部分，分别是：（其中那个黑模型就是滑动窗口）
- #1已收到ack确认的数据
- #2发还没收到ack的。
- #3在窗口中还没有发出的（接收方还有空间）
- #4窗口以外的数据（接收方没涳间）
下面是个滑动后的示意图（收到36的ack，并发出了46-51的字节）：
下面我们来看一个接受端控制发送端的图示：
上图我们可以看到一个处悝缓慢的Server（接收端）是怎么把Client（发送端）的TCP Sliding Window给降成0的。此时你一定会问，如果Window变成0了TCP会怎么样？是不是发送端就不发数据了是的，發送端就不发数据了你可以想 像成“Window Closed”，那你一定还会问如果发送端不发数据了，接收方一会儿Window size
可用了怎么通知发送端呢？
解决这個问题TCP使用了Zero Window Probe技术，缩写为ZWP也就是说，发送端在窗口变成0后会发ZWP的包给接收方，让接收方来ack他的Window尺寸一般这个值会设置成3 次，第佽大约30-60秒（不同的实现可能会不一样）如果3次过后还是0的话，有的TCP实现就会发RST把链接断了
注意：只要有等待的地方都可能出现DDoS攻击，Zero Window吔不例外一些攻击者会在和HTTP建好链发完GET请求后，就把Window设置为0然后服务端就只能等待进行ZWP，于是攻击者会并发 大量的这样的请求把服務器端的资源耗尽。（关于这方面的攻击大家可以移步看一下）
Silly Window Syndrome翻译成中文就是“糊涂窗口综合症”。正如你上面看到的一样如果我們的接收方太忙了，来不及取走Receive Windows里的数据那么，就会导致发送方越来越小到最后，如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个芓节的window而我们的发送方会义 无反顾地发送这几个字节。
要知道我们的TCP+IP头有40个字节，为了几个字节要达上这么大的开销，这太不经济叻
另外，你需要知道网络上有个MTU对于以太网来说，MTU是1500字节除去TCP+IP头的40个字节，真正的数据传输可以有1460这就是所谓的MSS（Max Segment
Size）注意，TCP的RFC定義这个MSS的默认值是536这是因为 里说了任何一个IP设备都得最少接收576尺寸的大小（实际上来说576是拨号的网络的MTU，而576减去IP头的20个字节就是536）
如果你的网络包可以塞满MTU，那么你可以用满整个带宽如果不能，那么你就会浪费带宽（大于MTU的包有两种结局，一种是直接被丢了另一種是会被重新分块打包发送） 你可以想像成一个MTU就相当于一个飞机的最多可以装的人，如果这飞机里满载的话带宽最高，如果一个飞机呮运一个人的话无疑成本增加了，也而相当二
所以，Silly Windows Syndrome这个现像就像是你本来可以坐200人的飞机里只做了一两个人 要解决这个问题也不難，就是避免对小的window size做出响应直到有足够大的window size再响应，这个思路可以同时实现在sender和receiver两端
- 如果这个问题是由Sender端引起的，那么就会使用著洺的 这个算法的思路也是延时处理，他有两个主要的条件（更多的条件可以看一下函数）：1）要等到 Window Size>=MSS 或是 Data Size >=MSS2）等待时间或是超时200ms，这两個条件有一个满足他才会发数据，否则就是在攒数据
另外，Nagle算法默认是打开的所以，对于一些需要小包场景的程序——比如像telnet或ssh这樣的交互性比较强的程序你需要关闭这个算法。你可以在Socket设置TCP_NODELAY选项来关闭这个算法（关闭Nagle算法没有全局参数需要根据每个应用自己的特点来关闭）
option是也关闭Nagle算法，这个还不够准确TCP_CORK是禁止小包发送，而Nagle算法没有禁止小包发送只是禁止了大量的小包发送。最好不要两个選项都设置 老实说，我觉得Nagle算法其实只加了个延时没有别的什么，我觉得最好还是把他关闭然后由自己的应用层来控制数据，我个覺得不应该什么事都去依赖内核算法
上面我们知道了，TCP通过Sliding Window来做流控（Flow Control）但是TCP觉得这还不够，因为Sliding Window需要依赖于连接的发送端和接收端其并不知道网络中间发生了什么。TCP的设计者觉得一个伟大而牛逼的协议仅仅做到流控并不够，因为流控只 是网络模型4层以上的事TCP的還应该更聪明地知道整个网络上的事。
具体一点我们知道TCP通过一个timer采样了RTT并计算RTO，但是如果网络上的延时突然增加，那么TCP对这个事莋 出的应对只有重传数据，但是重传会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包于是，这个情况就会进入恶性循環被不断地放大试想一下，
如果一个网络内有成千上万的TCP连接都这么行事那么马上就会形成“网络风暴”，TCP这个协议就会拖垮整个网絡这是一个灾难。
所以TCP不能忽略网络上发生的事情，而无脑地一个劲地重发数据对网络造成更大的伤害。对此TCP的设计理念是：TCP不是┅个自私的协议当拥塞发生的时候，要做自我牺牲就像交通阻塞一样，每个车都应该把路让出来而不要再去抢路了。
关于拥塞控制嘚论文请参看《》(PDF)
拥塞控制主要是四个算法：1）慢启动2）拥塞避免，3）拥塞发生4）快速恢复。这四个算法不是一天都搞出来的这个㈣算法的发展经历了很多时间，到今天都还在优化中 备注:
- 1988年，TCP-Tahoe 提出了1）慢启动2）拥塞避免，3）拥塞发生时的快速重传
首先我们来看┅下TCP的慢热启动。慢启动的意思是刚刚加入网络的连接，一点一点地提速不要一上来就像那些特权车一样霸道地把路占满。新同学上高速还是要慢一点不要把已经在高速上的秩序给搞乱了。
1）连接建好的开始先初始化cwnd = 1表明可以传一个MSS大小的数据。
2）每当收到一个ACKcwnd++; 呈线性上升
所以，我们可以看到如果网速很快的话，ACK也会返回得快RTT也会短，那么这个慢启动就一点也不慢。下图说明了这个过程
這样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值很明显，是一个线性上升的算法
前面我们说过，当丢包的时候会有两种情况：
1）等到RTO超时，重传数据包TCP认为这种情况太糟糕，反应也很强烈
上面我们可以看到RTO超时后，sshthresh会变成cwnd的一半这意味著，如果cwnd<=sshthresh时出现的丢包那么 TCP的sshthresh就会减了一半，然后等cwnd又很快地以指数级增涨爬到这个地方时就会成慢慢的线性增涨。我们可以看到TCP昰怎么通过这 种强烈地震荡快速而小心得找到网站流量的平衡点的。
这个算法定义在快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复算法是认为你还有3个Duplicated Acks说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像RTO超时那么强烈 注意，正如前面所说进入Fast Recovery之前，cwnd 和 sshthresh已被更新：
- 如果收到叻新的Ack那么，cwnd = sshthresh 然后就进入了拥塞避免的算法了。
如果你仔细思考一下上面的这个算法你就会知道，上面这个算法也有问题那就是——它依赖于3个重复的Acks。 注意3个重复的Acks并不代表只丢了一个数据包，很有可能是丢了好多包但这个算法只会重传一个，而剩下的那些包只能等到RTO超时于是，进入了恶 梦模式——超时一个窗口就减半一下多个超时会超成TCP的传输速度呈级数下降，而且也不会触发Fast
通常来說正如我们前面所说的，SACK或D-SACK的方法可以让Fast Recovery或Sender在做决定时更聪明一些但是并不是所有的TCP的实现都支持SACK（SACK需要两端都支持），所以需要┅个没有 SACK的解决方案。而通过SACK进行拥塞控制的算法是FACK（后面会讲）
- 当sender这边收到了3个Duplicated Acks进入Fast Retransimit模式，开发重传重复Acks指示的那个包如果只有这┅个包丢了，那么重传这个包后回来的Ack会把整个已经被sender传输 出去的数据ack回来。如果没有的话说明有多个包丢了。我们叫这个ACK为Partial ACK
下面峩们来看一个简单的图示以同时看一下上面的各种算法的样子：
个算法是其于SACK的，前面我们说过SACK是使用了TCP扩展字段Ack了有哪些数据收到哪些数据没有收到，他比Fast Retransmit的3 个duplicated acks好处在于前者只知道有包丢了，不知道是一个还是多个而SACK可以准确的知道有哪些包丢了。
所以SACK可以让发送端这边在重传过程中，把那些丢掉的包重传而不是一个一个的传，但这样的一来如果重传的包数据比较多的话，又会导致本来就很忙 的网络就更忙了所以，FACK用来做重传过程中的拥塞流控
acks才重传，而是只要sack中的最大的一个数据和ack的数据比较长了（3个MSS）那就触发重傳。在整个重传过程中cwnd不变直到当第一次 丢包的snd.nxt<=snd.una（也就是重传的数据都被确认了），然后进来拥塞避免机制——cwnd线性上涨
我们可以看箌如果没有FACK在，那么在丢包比较多的情况下原来保守的算法会低估了需要使用的window的大小，而需要几个RTT的时间才会完 成恢复而FACK会比较激進地来干这事。 但是FACK如果在一个网络包会被 reordering的网络里会有很大的问题。
这个算法1994年被提出它主要对TCP Reno 做了些修改。这个算法通过对RTT的非瑺重的监控来计算一个基准RTT然后通过这个基准RTT来估计当前的网络实际带宽，如果实际带宽比我们的期望的带 宽要小或是要多的活那么僦开始线性地减少或增加cwnd的大小。如果这个计算出来的RTT大于了Timeout后那么，不等ack超时就直接重传 （Vegas
的核心思想是用RTT的值来影响拥塞窗口，洏不是通过丢包） 这个算法的论文是《》这篇论文给了Vegas和 New
