移动互联网颠覆着我们的生活方式，这个每时每刻伴随着我们的网络到底有哪些特点，又是如何影响我们接入信息世界的体验呢。以下场景如似曾相识，敬请对号入座：
上班路上收到朋友分享的一张美女图片，缩略图目测衣服用料相当节俭，立马兴奋点开欲详细钻研，却发现怎么脱也脱不下来，不对，是“拖”不是“脱”，仰望苍天，欲哭无泪。
进电梯前收到女友一条消息：“你到底爱不爱我！”，当然马上回复“必须的必！”，电梯门关闭了，北风那个吹，菊花那个转，等到春暖梯开，满屏都是女友的问候“在吗！”、“这都要想那么久！”、“跟哪个MM聊天呢！”、“我生气了！”、“你是好人，再见！”，看着自己的回复刚刚发送成功，停在最后一行，整个互动信息一气呵成，都是眼泪。
和朋友聚餐，菜端上先拍照分享，再大快朵颐，明明坐在对面，偏偏还得用手机聊天，世界最远的距离，莫过于我们坐在一起，却只能用手指切磋。
有因有果，有道有术，不入虎穴焉得虎子，不扯了，进入正题。
1. 移动网络的特点
我们看到移动网络和移动互联网时代用户的行为有如下三个典型特点：
1) 移动状态网络信号不稳定，高时延、易抖动丢包、通道狭窄；
2) 移动状态网络接入类型和接入点变化频繁；
3) 移动状态用户使用高频化、碎片化、非WIFI流量敏感；
为什么？参考【图一 无线网络链路示意】，我们尝试从物理上追根溯源：
【图一 无线网络链路示意】
第一、直观印象是通讯链路长而复杂，从（移动）终端设备到应用服务器之间，相较有线互联网，要多经过基站、核心网、WAP网关（好消息是WAP网关正在被依法取缔）等环节，这就像送快递，中间环节越多就越慢，每个中转站的服务质量和服务效率不一，每次传递都要重新交接入库和分派调度，一不小心还能把包裹给弄丢了；
第二、这是个资源受限网络，移动设备接入基站空中信道数量非常有限，信道调度更是相当复杂，如何复杂就不展开了，莫文蔚那首歌词用在这里正合适：“我讲又讲不清，你听又听不懂......”，最最重要的是分配的业务信道单元如果1秒钟不传数据就会立马被释放回收，六亲不认童叟无欺；
第三、这个链条前端（无线端）是高时延（除某些WIFI场景外）、低带宽（除某些WIFI场景外）、易抖动的网络，无线各种制式网络带宽上限都比较低而传输时延比较大（参见【表一 运营商移动信号制式带宽标准】），并且，没事就能丢个包裹玩玩，最最重要的是，距离基站的远近，把玩手机的角度、地下室的深度等等都能影响无线信号的质量，让包裹在空中飞一会，再飞一会......。这些因素也造成了移动互联网网络质量稳定性差、接入变化频繁，与有线互联网对比更是天上人间的差别，从【图二 有线互联网和移动互联网网络质量差异】中可以有更直观的感受；
【图二 有线互联网和移动互联网网络质量差异】
【表一 运营商移动信号制式带宽标准】数据来自互联网各种百科，定性不定量，仅供参考；
移动运营商
通信标准
信号制式
备注
中国移动
2.5G
GPRS
属2G网络，基于GSM，理论峰值速率172 Kbps（实际最高115 Kbps），图标“G”，时延300 ~ 500ms；
中国移动
2.75G
EDGE
属2G网络，基于GSM，理论下行峰值速率236 Kbps、上行峰值速率118 Kbps，图标“E”，时延200 ~ 400ms；
中国移动
3G
TD-SCDMA
属3G网络，理论下行峰值速率1.6 Mbps、上行峰值速率1.6 Mbps，图标“T”，时延100ms；
中国移动
3.5G
HSPA
属3G网络，基于TD-SCDMA，包括HSDPA和HSUPA，理论下行峰值速率2.8 Mbps、上行峰值速率2.2 Mbps，图标“H”，时延100ms；
中国移动
4G
TD-LTE
属4G网络，理论下行峰值100 Mbps，上行峰值 50Mbps，时延10 ~ 50ms；
中国电信
2G
CDMA 1X
属2G网络，基于CDMA，理论下行峰值速率153Kbps、上行峰值速率153 Kbps，图标“1X”，时延500 ~ 600ms；
中国电信
3G
EDVO
属3G网络，基于CDMA 2000，理论峰值下行3.1 Mbps、上行1.8 Mbps，图标“3G”，时延100ms；
中国电信
4G
TD-LTE
FDD-LTE
均属4G网络，TD-LTE理论下行峰值速率100 Mbps，上行峰值 速率50Mbps，FDD-LTE理论下行峰值速率150 Mbps，上行峰值速率40 Mbps，时延10 ~ 50ms；
中国联通
2.5G
GPRS
属2G网络，基于GSM，理论峰值114 Kbps，图标“G”，时延300 ~ 500ms；
中国联通
2.75G
EDGE
属2G网络，基于GSM，理论下行峰值速率236 Kbps、上行峰值速率118 Kbps，图标“E”，时延200 ~ 400ms；
中国联通
3G
HSPA
属3G网络，基于WCDMA，包括HSDPA和HSUPA，理论下行峰值速率14.4 Mbps、上行峰值速率5.76 Mbps，图标“H”，时延100ms；
中国联通
4G
TD-LTE
FDD-LTE
均属4G网络，TD-LTE理论下行峰值速率100 Mbps，上行峰值 速率50Mbps，FDD-LTE理论下行峰值速率150 Mbps，上行峰值速率40 Mbps，时延10 ~ 50ms；
N/A
WIFI
WLAN IEEE 802.11a/b/g
理论峰值速率54 Mbps，时延10 ~ 50ms；
N/A
WIFI
WLAN IEEE 802.11n
理论峰值速率<600 Mbps，时延10 ~ 50ms；
【表一 运营商移动信号制式带宽标准】
第四、这是个局部封闭网络，空中信道接入后要做鉴权、计费等预处理，WAP网络甚至还要做数据过滤后再转发，在业务数据有效流动前太多中间代理人求参与，效率可想而知。产品研发为什么又慢又乱，广大程序猿心里明镜似的；最最重要的是，不同运营商之间跨网传输既贵且慢又有诸多限制，聪明的运营商便也用上了缓存技术，催生了所谓网络“劫持”的现象。
如果我们再结合用户在移动状态下2G/3G/4G/WIFI的基站/AP之间，或者不同网络制式之间频繁的切换，情况就更加复杂了。
2. 移动网络为什么“慢”
我们在移动网络的特点介绍中，很容易的得到了三个关键字：“高时延”、“易抖动”、“通道窄”，这些物理上的约束确实限制了我们移动冲浪时的速度体验，那么，还有别的因素吗。
当然有，汗牛充栋、罄竹难书：
1) DNS解析，这个在有线互联网上司空见惯的服务，在移动互联网上变成了一种负担，一个往复最少1s，还别提遇到移动运营商DNS故障时的尴尬；
2) 链路建立成本暨TCP三次握手，在一个高时延易抖动的网络环境，并且大部分业务数据交互限于一个HTTP的往返，建链成本尤其显著；
3) TCP协议层慢启动、拥塞控制、超时重传等机制在移动网络下参数设定的不适宜；
4) 不好的产品需求规定或粗放的技术方案实现，使得不受控的大数据包、频繁的数据网络交互等，在移动网络侧TCP链路上传输引起的负荷；
5) 不好的协议格式和数据结构设计，使得协议封装和解析计算耗时、耗内存、耗带宽，甚至协议格式臃肿冗余，使得网络传输效能低下；
6) 不好的缓存设计，使得数据的加载和渲染计算耗时、耗内存、耗带宽；
现在终于知道时间都去哪了，太浪费太奢侈，还让不让人愉快的玩手机了。天下武功，唯快不破，我们一起踏上“快”的探索之路吧。
3. 移动联网快的四个方法
在移动互联网时代，对我们的产品和技术追求提出了更高的挑战，如何从容和优雅的面对，需要先从精神上做好充分的准备，用一套统一的思考和行动准则武装到牙齿：
1) 不要我等，一秒响应；
2) 可用胜于完美；
3) 水到渠成，润物无声；
听起来很抽象，也不着急解释（罗老师说：除了亲人和法院，其它人误会，都TND懒得解释），耐心看完整篇文章再来回味，定有醍醐灌顶，昏昏欲睡之功效。
从来就没有什么救世主，只有程序猿征服一切技术问题的梦想在空中飘荡。屡败屡战，把过往实践中的经验教训总结出来，共同研讨。针对移动网络的特点，我们提出了四个方法来追求极致的“爽快”：快链路、轻往复、强监控、多异步。
下面逐一展开研讨。
3.1. 快链路
我们需要有一条（相对）快速、（相对）顺畅、（相对）稳定的网络通道承载业务数据的传输，这条路的最好是传输快、不拥堵、带宽大、收费少。生活中做个类比，我们计划驱车从深圳到广州，如果想当然走广深高速十之八九要杯具，首先这个高速略显破败更像省道，路况不佳不敢提速；其次这条路上的车时常如过江之鲫，如果身材不好操控不便，根本就快不起来；最后双向六车道虽然勉强可以接受，但收费居然比广深沿江高速双向八车道还贵；正确的选路方案目前看是走沿江高速，虽然可能要多跑一段里程，但是通行更畅快。实际上，真实情况要更复杂，就如同【图二 有线互联网和移动互联网网络质量差异】所示，漫漫征途中常常会在高速、国道、省道、田间小道上切换。
如何才能做到快链路，且听下面分解。
3.1.1. TCP/IP协议栈参数调优
纯技术活，直接上建议得了，每个子项争取能大致有个背景交待，如果没说清楚，可以找Google。
① 控制传输包大小
控制传输包的大小在1400字节以下。暂时不讲为什么这样建议，先举个例子来类比一下，比如一辆大卡车满载肥猪正在高速上赶路，猪笼高高层叠好不壮观，这时前方突然出现一个隧道限高标识，司机发现卡车超限了，这下咋整。方案一，停车调头重新找路，而且十之八九找不到，最后只能哪来回哪；方案二，把其中一群猪卸下来放本地找人代养，到达目的地卸完货回来再取，你别说，这个机制在TCP/IP协议栈中也有，学名“IP分片”，后面会专门介绍。这个故事侧面证实美国计算机科学家也曾经蹲在高速路边观察生猪超载运输的过程，并饱受启发。且慢，每次遇到问题，想到一些方案后我们都应该再扪心自问：“还有没有更好的办法呢？”。当然有，参照最近流行的说法，找个台风眼，把猪都赶过去，飞一会就到了，此情此景想想也是醉了。
回归正题，概括的说，我们设定1400这个阈值，目的是减少往复，提高效能。因为TCP/IP网络中也有类似高速限高的规定，如果在超限时想要继续顺畅传输，要么做IP分片要么把应用数据拆分为多个数据报文（意指因为应用层客户端或服务器向对端发送的请求或响应数据太大时，TCP/IP协议栈控制机制自动将其拆分为若干独立数据报文发送的情况，后面为简化讨论，都以IP分片这个分支为代表，相关过程分析和结论归纳对二者均适用）。而一旦一个数据报文发生了IP分片，便会在数据链路层引入多次的传输和确认，加上报文的拆分和拼接开销，令得整个数据包的发送时延大大增加，并且，IP分片机制中，任何一个分片出现丢失时还会带来整个IP数据报文从最初的发起端重传的消耗。有点枯燥了，我们从一些基础概念开始逐步深入理解：
a. 【以太网】
这个术语一般是指数字设备公司（Digital Equipment Corp.）、英特尔公司（I n t e l Corp .）和X e r o x公司在1 9 8 2年联合公布的一个标准，它是当今TCP/IP采用的主要网络技术。以太网采用一种称作C S M A / C D的媒体接入方法，其意思是带冲突检测的载波侦听多路接入（Carrier Sense, Multiple Access with Collision Detection）。随着以太网技术的不断演进，传输速率已由最初的10 Mb/s发展到如今100Mb/s、1000Mb/s、10000Mb/s等。
我们现在使用的TCP/IP网络协议，基本上都在以太网上传输，数据被封装在一个个以太网包中传递，这些以太网包就是那一辆辆运猪的大卡车。以太网包的封装格式可以参考【图三 以太网的封装格式（RFC 894）】，很容易看出以太网包能传输的有效“数据”大小在46 ~ 1500字节之间。如果我们把以太网看做是运猪的高速公路，能承载有效数据的最大值看作是高速路上隧道的限高，那么这个限高在TCP/IP协议中学名是MTU（Maximum Transmission Unit，最大传输单元）。MTU属于链路层制定的逻辑（并非物理）特性限制，所谓无规矩不成方圆。
【图三 以太网的封装格式（RFC 894）】
b. 【TCP/IP数据报】
TCP/IP数据报被封装在以太网包的“数据”中，通过【图四 TCP数据在IP数据报中的封装】可以看到，一个IP数据报包括IP包头、TCP包头和TCP数据三个部分，其中两个包头分别用于IP层和TCP层的报文传输控制，可以理解为运猪的大卡车和猪笼。TCP数据则是有效载荷，可以理解为那群肥猪。
【图四 TCP数据在IP数据报中的封装】
我们再来详细看看IP数据报，如【图五 IP数据报格式及首部中的各字段】所示，一个标准IP数据报中，IP包头大小为20字节，如果加上可选项，则IP包头最大可以达到60字节。
【图五 IP数据报格式及首部中的各字段】
TCP数据报如【图六 TCP数据报格式及首部中的各字段】所示，一个标准TCP包头大小为20字节，如果加上可选项，则最大也可以达到60字节。
【图六 TCP数据报格式及首部中的各字段】
c. 【TCP MSS】
TCP MSS（TCP Maximum Segment Size，TCP最大报文段长度，后面均简称MSS）表示TCP/IP协议栈一次可以传往另一端的最大TCP数据长度，注意这个长度是指TCP报文中的有效“数据”（即应用层发出的业务数据）部分，它不包括TCP报文包头部分，我们可以把它理解为卡车能装运生猪的最大数量或重量。它是TCP选项中最经常出现，也是最早出现的选项，占4字节空间。
MSS是在建立TCP链接的三次握手过程中协商的，每一方都会在SYN或SYN/ACK数据报文中通告其期望接收数据报文的MSS（MSS也只能出现在SYN或SYN/ACK数据报中），说是协商，其实也没太多回旋的余地，原因一会讲。如果协商过程中一方不接受另一方的MSS值，则TCP/IP协议栈会选择使用默认值：536字节。
有了以上的基础知识，我们就能比较清晰的描述出以太网、MTU、TCP/IP数据报文和MSS之间的关系了，如【图七 TCP/IP数据报、MTU/MSS在以太网格式中的关系】所示，MTU和MSS关系用公式表达就是：
MTU = IP包头 TCP包头 MSS；
对照到我们肥猪装运的例子，自然得出公式如下：
限高 = 卡车高度 笼子高度 生猪数量或重量；
【图七 TCP/IP数据报、MTU/MSS在以太网格式中的关系】
注：FCS（Frame Check Sequence）是指帧校验值；
实际上MSS值太小或太大都不合适。
太小比如设为1字节，那么为了传输1个字节的数据，得搭上IP包头的20字节和TCP包头的20字节，如果再加上链路层、物理层的其它开销，显然效率低下不够环保，这就如同卡车跑一趟只拉一头肥猪一样，相当坑。
MSS是不是越大越好呢，这也符合我们的正常思维逻辑，就好比养猪场和买家都希望卡车一趟能多运几头肥猪，可以加快资源周转效率。但实际情况是MSS如果设得太大，封装的数据过多，不但传输时延会增加，还很可能因为超过MTU的限制，使得在IP层传输过程中发生分片（又是它，忍着，马上就会展开了），接受方在处理IP分片包所消耗的资源和处理时间都会增大，前面也提到过，如果IP分片在传输中出现分片丢失，哪怕只是丢失一个分片，都会引起整个IP数据报的重传，这是因为IP层本身没有设计超时重传机制，有兴趣可以研读《TCP/IP详解 卷一：协议》了解详细细节。由此可以想见网络开销会因此大大增加。
TCP/IP协议设计者是不希望分片出现的，现在有点明白前面说MSS协商回旋余地不大的含义了吧。另外，MSS同滑动窗口和拥塞控制也有关联，后续谈到相关话题时我们再细聊。
d. 【IP分片】
快乐运猪路遇限高紧急应对方案二闪亮登场，IP数据报文传输过程中，任何传输路径上节点的IP层在接收到一份要发送的IP数据报文时，首先会通过路由选路判断应从本地哪个网络接口把IP数据报转发出去，随后查询获取该网络接口的MTU，如果IP数据报文长度超过了这个MTU，且该数据报文没有设置DF（Dont Frament，不要分片，非缺省值）标志位，就得做IP分片，即把接收到的IP数据报文拆分成多个更小（不超过该接口MTU）的IP数据报文继续传输，并且，分片的数据可能在路上会被再次分片，分片到达最终目的地后会按顺序重新组装还原，【图五 IP数据报格式及首部中的各字段】中3位标志和13位片偏移就是用来干这个的。
为了避免IP分片，TCP/IP协议设计者在TCP层实现了MSS协商机制，设想如果最终确定的MSS小于路由路径中最小的那个MTU，那么就能避免IP分片的发生。
在TCP链接三次握手过程中，网络通讯的两个端点在SYN和SYN/ACK数据报文中分别把自己出口MSS发给对端，以便对方了解自己的“限高”水平，最终控制发出的应用数据报文大小，达到避免IP分片的目的。
如果运气好，路由路径上的路由设备会积极参与三次握手过程中MSS协商机制，一旦发现自己出口的MSS比数据报文中的那个小，就会主动修改数据报文中的MSS，这样整个路由链路端到端这条“高速路”的整体“限高”水平就准确清晰了。
通过【图八 TCP MSS协商过程】，可以了解上述TCP MSS的协商过程。注意，这个“完美”方案需要运气好才行。因为中间路由设备五花八门，不能支持或者不愿支持MSS协商的情况时有发生。想让大伙都积极支持协商的美好愿望，就如同满怀对全世界各国政府官员实施财产公示的期许，结果是一样一样的。
【图八 TCP MSS协商过程】
快乐运猪路遇限高紧急应对方案一有没有发挥空间呢？很好的问题，聪明的TCP/IP协议设计者当然不甘心，于是利用前面提到的DF标志位设计了一个叫做路径MTU发现的机制就用到了方案一的原理，如果IP数据报文的3位标志字段中的DF位置为1，则IP层遇到需要IP分片时，就会选择直接丢弃报文，并返回一个相应的ICMP出错报文，看到了吧，此路不通，请带领群猪原路返回。这个方案运作成本颇高。不继续深入描述了，有兴趣可以研读《TCP/IP详解 卷一：协议》。
至此，我们可以得出如下结论，TCP/IP数据报文大小超过物理网络层的限制时，会引发IP分片，从而增加时空开销。
因此，设定合理的MSS至关重要，对于以太网MSS值建议是1400字节。什么，你的数学是体育老师教的吗？前面说以太网最大的传输数据大小是1500字节，IP数据报文包头是20字节，TCP报文包头是20字节，算出来MSS怎么也得是1460字节呀。如果回答是因为很多路由设备比如CISCO路由器把MSS设定为1400字节，大伙肯定不干，回忆一下IP和TCP的数据报包头都各有40字节的可选项，MTU中还需要为这些可选项留出空间，也就压缩了MSS的空间。要是再追问为啥这个值不是1380字节，那就有点过分了。
那么问题来了，控制“限高”哪种方案才最强。我们尝试探讨一下：
首先，可以在我们自己IDC内将各种路由交换设备的MSS设定小于或等于1400字节，并积极参与TCP三次握手时的MSS协商过程，期望达到自动控制服务器收发数据报文大小不超过路径最小MTU从而避免IP分片。这个方案的问题是如果路由路径上其它设备不积极参与协商活动，而它的MTU（或MSS设置值）又比较low，那就白干了。这就好比国家制定了一个高速沿途隧道限高公示通告标准，但是某些地方政府就是不告诉你，没辙。
其次，可以在业务服务中控制应用数据请求/响应的大小在1400字节以下（注：也无法根本避免前述方案中间路由MTU/MSS low的问题），在应用层数据写入时就避免往返数据包大小超过协商确定的MSS。但是，归根到底，在出发前就把数据拆分为多个数据报文，同IP分片机制本质是相同的，交互响应开销增加是必然的。考虑到人在江湖，安全第一，本方案从源头上控制，显得更实际一些。
当然，最靠谱的还是做简法，控制传输数据的欲望，用曼妙的身姿腾挪有致，相关的内容放到轻往复章节探讨。
对应到前面的快乐运猪案例，就是要么在生猪装车之前咱们按照这条路上的最低限高来装车（问题是怎么能知道整个路上的最低限高是多少），要么按照国家标准规定允许的最小限高来装车，到这里，肥猪们终于可以愉快的上路了，风和日丽，通行无阻，嗯，真的吗？
② 放大TCP拥塞窗口
把TCP拥塞窗口（cwnd）初始值设为10，这也是目前Linux Kernel中TCP/IP协议栈的缺省值。放大TCP拥塞窗口是一项有理有据的重要优化措施，对移动网络尤其重要，我们同样从一些基本理论开始逐步深入理解它。
TCP是个传输控制协议，体现控制的两个关键机制分别是基于滑动窗口的端到端之间的流量控制和基于RTT/RTO测算的端到网络之间的拥塞控制。
流量控制目标是为了避免数据发送太快对端应用层处理不过来造成SOCKET缓存溢出，就像一次发了N车肥猪，买家那边来不及处理，然后临时囤货的猪圈又已客满，只好拒收/抛弃，相关概念和细节我们不展开了，有兴趣可以研读《TCP/IP详解 卷一：协议》。
拥塞控制目标是在拥塞发生时能及时发现并通过减少数据报文进入网络的速率和数量，达到防止网络拥塞的目的，这种机制可以确保网络大部分时间是可用的。拥塞控制的前提在于能发现有网络拥塞的迹象，TCP/IP协议栈的算法是通过分组丢失来判断网络上某处可能有拥塞情况发生，评判的具体指标为分组发送超时和收到对端对某个分组的重复ACK。在有线网络时代，丢包发生确实能比较确定的表明网络中某个交换设备故障或因为网络端口流量过大，路由设备转发处理不及时造成本地缓存溢出而丢弃数据报文，但在移动网络中，丢包的情况就变得非常复杂，其它因素影响和干扰造成丢包的概率远远大于中间路由交换设备的故障或过载。比如短时间的信号干扰、进入一个信号屏蔽的区域、从空闲基站切换到繁忙基站或者移动网络类型切换等等。网络中增加了这么多不确定的影响因素，这在TCP拥塞控制算法最初设计时，是无法预见的，同时，我们也确信未来会有更完善的解决方案。这是题外话，如有兴趣可以找些资料深入研究。
拥塞控制是TCP/IP协议栈最经典的和最复杂的设计之一，互联网自我牺牲的利他精神表露无遗，设计者认为，在拥塞发生时，我们应该减少数据报文进入网络的速率和数量，主动让出道路，令网络能尽快调整恢复至正常水平。
拥塞控制机制包括四个部分：
a. 慢启动；
b. 拥塞避免；
c. 拥塞发生时的快速重传；
d. 快速恢复；
话题太大，我们聚焦到与本主题相关的【慢启动】上。
慢启动这项措施的缘起是，当新链接上的数据报文进入一个拥塞状况不可预知的网络时，贸然过快的数据发送可能会加重网络负担，就像养猪场每天都会向很多买家发车送肥猪，但是出发前并不了解各条高速路上的拥堵情况，如果按照订单一口气全部发出去，会遇到两种情况，一是高速很顺畅，很快到达（此时流量控制可能要干预了）；二是高速本身就有些拥堵，大批卡车上路加剧了拥堵，并且肥猪们堵在路上，缺衣少食饿瘦了买家不干，风餐露宿冻死了卖家吃亏，重新发货还耽误时间，并且，用于重新发货的货车加入高速则进一步加重了拥堵的情况。作为一个充满社（wei）会（li）良（shi）知（tu）精神的养猪场，我们肯定不愿意贸然增加高（zi）速（ji）的负担。
下面进入简单的理论知识介绍部分，如觉枯燥，敬请谅解。
TCP是一个可靠传输协议，基础是发送-应答（ACK）式确认机制，就好比肥猪运到目的地买家签收以后，要给卡车司机一个回执带回去交差，猪场老板一看回执，大喜过望，马上继续装车发运，如此往复。如【图九 TCP链接建立、传输和关闭示意】，可以了解这种发送-应答式工作的基本流程，如果再结合流量控制、拥塞控制和超时重传等机制，会有很多变种case，整个协议栈因而显得比较复杂。
但，万变不离其宗，老子说“是以圣人抱一为天下式”，真经典。
【图九 TCP链接建立、传输和关闭示意】
慢启动顾名思义，就是把（网络链路数据报文传输）启动的速度放慢一些。方法其实也挺简单，TCP发送方维护了两个参数用于控制这个过程，它们分别是拥塞窗口（cwnd，Congestion Window)和慢启动门限（ssthresh，Slow Start Threashold），具体算法如下：
1) TCP链接建立好以后，cwnd初始化1，单位是链接建立过程中协商好的对端MSS，1代表一次可以发送1 * MSS个字节。ssthresh初始化为65535，单位是字节；
2) 每当收到一个ACK，cwnd ，cwnd呈线性上升，发送方此时输出数据量不能超过cwnd和接收方通告的TCP窗口（这个概念我们在后面的章节中会介绍）大小；
3) 每当经过一个RTT（Round Trip Time，网络往返时间），cwnd = cwnd * 2，cwnd呈指数让升，同样发送方此时输出数据量不能超过cwnd和接收方通告的TCP窗口大小；
4) ssthresh（slow start threshold）是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就进入“拥塞避免”算法；
广告时间，插播简单介绍一下RTT，它是Round Trip Time（网络往返时间）的简写，简单的理解就是一个数据报文从发送出去到接收到对端ACK确认的时间（这样描述其实不够严谨，因为我们没有展开数据报文发送和对端ACK确认的各种复杂case）。RTT是TCP超时重传机制的基础，也是拥塞控制的关键参数，准确的估算出RTT具有伟大的现实意义，同时也是一项相当艰巨复杂的任务。计算机科学先辈们在持续完善RTT的计算方法，从最初RFC793中描述的经典算法，到Karn / Partridge算法，最后发展到今天在使用的Jacobson / Karels算法，如有兴趣可自行以深入研究。
通过【图十 慢启动过程示意】，可以更直观的理解慢启动的过程，经过两个RTT，cwnd已经由初始值1演化为4：即在接收方通告窗口大小允许的情况下，可以连续发送4个数据报文，然后继续指数增长，这么看来，慢启动一点都不慢。
【图十 慢启动过程示意】
注：示意图中三个RTT大括弧逐渐变大不是因为RTT数值变大，而是要示意包含的数据报文变多；
猪场老板来解读一下这个算法，我们对一个买家同时维护两个账单数字，一是起运数量设为n，单位是卡车，二是最大同时发货数量设为m，以肥猪头数为单位，描述如下：
1) 同买家订单协商确定后，n初始化1，把符合通往买家的高速路上限高要求的一辆卡车最大装载肥猪头数设为h，1代表一次可以发送1 * h头肥猪。m初始化为65535，单位是头；
2) 每当收到一个买家回执，n ，n呈线性上升，猪场老板此时发货数量不能超过n和买家通告的临时囤货的猪圈大小；
3) 每当经过一个送货往返，n = n * 2，n呈指数让升，同样猪场老板此时发货数量不能超过n和买家通告的临时囤货的猪圈大小；
4) m是一个上限，当n >= m时，为了避免可能带来的高速拥堵，就要进入“拥塞避免”算法；
这里，需要提到Google的一篇论文《An Argument for Increasing TCP’s Initial Congestion Window》暨RFC6928。Linux Kernel从3.0开始采用了这篇论文的建议---把cwnd 初始化为10个MSS，而在此之前，Linux Kernel采用了RFC3390的规定，cwnd是根据MSS的值来动态变化的。Google的这篇论文值得研究一下，理论分析和实践检验都有。
简单来说，cwnd初始化为10，就是为了允许在慢启动通过往复RTT“慢慢”提升拥塞窗口前，可以在第一个网络传输回合中就发送或接收14.2KB（1460 * 10 vs 5.7KB 1460 * 4）的数据。这对于HTTP和SSL来讲是非常重要的，因为它给了更多的空间在网络交互初始阶段的数据报文中填充应用协议数据。
对于移动APP，大部分网络交互都是HTTP并发短链接小数据量传输的形式，如果服务器端有10KB 的数据返回，采用过去的慢启动机制时，效率会低一些，大概需要2~3个RTT才能完成数据传输，反应到用户体验层面就是慢，而把拥塞窗口cwnd初始值提升到10后，在大多数情况下都能在1个RTT的周期内完成应用数据的传输，这在移动网络这样的高时延、不稳定、易丢包的场景下，显得尤其意义重大。
一次就发10卡车肥猪，让慢启动歇一会，别问为什么，有钱，任性。
③ 调大SOCKET读写缓冲区
把SOCKET的读缓冲区（亦可称为发送缓冲区）和写缓冲区（亦可称为接收缓冲区）大小设置为64KB。在Linux平台上，可以通过 setsockopt 函数设置SO_RCVBUF和SO_SNDBUF选项来分别调整SOCKET读缓冲区和写缓冲区的大小。
这两个缓冲区跟我们的TCP/IP协议栈到底有怎么样的关联呢。我们回忆一下【图六 TCP数据报格式及首部中的各字段】，里面有个16位窗口大小，还有我们前面提到的流量控制机制和滑动窗口的概念，大幕徐徐拉开，主角纷纷粉墨登场。在正式详细介绍之前，按照传统，我们还是先站在猪场老板的角度看一下，读缓冲区就好比买家用来囤货的临时猪圈，如果货到了买家使用部门来不及处理，就先在这里临时囤着，写缓冲区就好比养猪场根据订单装好车准备发货，如果买家说我现在可以收货便可速度发出，有点明白了吧。下面详细展开探讨：
a. 【TCP窗口】
整个TCP/IP协议体系是经典的分层设计，TCP层与应用层之间衔接的部分，就是操作系统内核为每个TCP链路维护的两个缓冲区，一个是读缓冲一个是写缓冲。从数据结构角度讲，这两个缓冲区是环形缓冲区。
读缓冲肩负的使命是把接收到并已ACK（确认）过的TCP报文中的数据缓存下来，由应用层通过系统接口读取消费。就好比买家内部会分原料采购部门和产品加工部门，采购部门收到肥猪后先送到临时猪圈好吃好喝供着，加工部门需要的时候就会拎着屠刀过来提猪。
写缓冲肩负的重任是缓存应用层通过系统接口写入的要发送的数据，然后由TCP/IP协议栈根据cwnd、ssthresh、MSS和对端通告的TCP窗口等参数，择机把数据分报文段发往对端读缓冲。想要在拥塞控制等相关参数都允许的条件下连续发送数据报文，尚需对端通告的TCP窗口大小能够容纳它们。就好比猪场老板根据买家订单发货，先调配若干辆卡车，根据高速的限高要求装上肥猪，然后再考虑高速的顺畅情况来分批发货，货可以陆续上路，但还有一个重要前提是发货前买家通告的临时猪圈空间是足够容纳这些肥猪的。
TCP窗口是用于在接收端和发送端之间动态反映接收端读缓冲大小的变化，它的初始值就是读缓冲区设定的值，单位是字节，这个数字在TCP包头的16位窗口大小字段中传递，最大65535字节，如果嫌不够大，在TCP选项中还有一个窗口扩大的选项可供选择。
为什么叫窗口，一窗一风景，英文世界很现实，境界也就到Window级了，这与中华文明一沙一世界，一花一天堂的差距甚大。再直观一些的类比就是你拿着一个放大镜，在1:10000的军用地图上顺着一条路苦苦寻找东莞某镇，放大镜的范围就是我们说的窗口。
概括而言，TCP窗口的作用是量化接收端的处理能力，调控发送端的传输节奏，通过窗口的伸缩，可以自如的调节发送端的数据发送速率，从而达到对接收端流量控制的目的。
师傅三藏曾经对悟空说：你想要啊？你想要说清楚不就行了吗？你想要的话我会给你的，你想要我当然不会不给你啦！不可能你说要我不给你，你说不要我却偏要给你，大家讲道理嘛！现在我数三下，你要说清楚你要不要......，嗯，说清楚最重要。
b. 滑动窗口
客户端和服务器在TCP链接建立的三次握手过程中，会根据各自接收缓冲区大小通告对方TCP窗口大小，接收方根据自己接收缓冲区大小初始自己的“接收窗口”，发送方根据对端通告的TCP窗口值初始化一个对应的“发送窗口”，接收窗口在此端的接收缓冲区上滑动，发送窗口在彼端的发送缓冲区上滑动。因为客户端和服务器是全双工，同时可收可发，故我们有两对这样的窗口在同时工作。
既然是滑动窗口，就意味着可以滑动、伸缩，【图十一 TCP窗口边沿移动】展示了这些情况，注意TCP/IP协议栈规定TCP窗口左边沿只能向右滑动，且TCP的ACK确认模式也在机制上禁止了TCP窗口左边沿向左移动。与窗口滑动相关术语有三个：
1) TCP窗口左边沿向右边沿靠近称为窗口合拢，发生在数据被发送和确认 时。如果左右边沿重合时，则形成一个零窗口，此时发送方不能再发送任何数据；
2) TCP窗口右边沿向右移动称为窗口张开，也有点类似窗口向右侧横向滑动。这种现象发生在接收方应用层已经读取了已确认过的数据并释放了TCP接收缓冲区时；
3) TCP窗口右边沿向左移动称为窗口收缩，RFC强烈建议避免使用这种方式；
【图十一 TCP窗口边沿移动】
我们再来看看滑动窗口与SOCKET缓冲区如何结合使用。假设一个客户端设置了16个单位的读缓冲区，编号是0 ~ 15，服务器也相应的设置了16个单位的写缓冲区，编号是0 ~ 15。在TCP链接建立的时候，客户端会把自己的读缓冲大小16通告给服务器，此时在客户端和服务器就维护了一对收发窗口。在【图十二 服务器TCP发送窗口示意】展示了服务端发送缓冲区和其上的滑动窗口，其中大的黑色边框就是著名的滑动窗口。
【图十二 服务器TCP发送窗口示意】
发送缓冲和发送窗口一共区隔出四个部分：
1) 已发送并收到ACK确认的数据（即已成功到达客户端），单元格边框以粉色标识；
2) 已发送还未收到ACK确认的数据（即发送但尚未能确认已被客户端成功收到），单元格边框以蓝色标识；
3) 处于发送窗口中还未发出的数据（即对端接收窗口通告还可容纳的部分），单元格边框以绿色标识；
4) 处于发送窗口以外还未发出的数据（即对端接收窗口通告无法容纳的部分），单元格边框以黄色标识；
为了更好的理解滑动窗口的变化过程，可以观察【图十三 TCP滑动窗口变迁示例】，它向我们展示了一个服务器向客户端发送数据时读写窗口的变化过程：
【图十三 TCP滑动窗口变迁示例】
1) 客户端通告了一个360字节的TCP窗口并在自己的读缓冲区初始化该窗口，服务器在它的写缓冲区初始化了这个窗口；
2) 服务器发送120字节到客户端，服务器发送窗口此时包括了两部分，120字节为等待ACK确认的数据、240字节为等待发送的数据，窗口大小为360字节不变；
3) 客户端收到120字节数据，放入接收缓冲区，此时应用层马上读取了头40字节，接收窗口因此调整为280（360 - 120 40）字节，接收窗口先合拢，然后张开。客户端回复ACK确认收到120字节数据，并且通告接收窗口调整为280字节；
4) 服务器收到客户端的ACK确认，发送窗口也先发生合拢，随后根据客户端通告的新接收窗口大小，重新调整发送窗口，此时发送窗口又张开至280字节；
5) 服务器发送240字节到客户端，服务器发送窗口此时包括了两部分，240字节为等待ACK确认和40字节等待发送的数据，窗口大小为280字节不变；
6) 客户端收到240字节数据，放入接收缓冲区，此时应用层又读取了头80字节，接收窗口因此调整为120（280 - 240 80），接收窗口先合拢，然后张开。客户端回复ACK确认收到240字节数据，并且通告接收窗口调整为120字节；
7) 服务器收到客户端的ACK确认，发送窗口也先发生合拢，随后根据客户端通告的新接收窗口大小，重新调整发送窗口，此时发送窗口又张开至120字节；
8) 服务器发送120字节到客户端，服务器发送窗口此时仅包括一部分，即120字节等待ACK确认的数据；
9) 客户端收到120字节数据，放入接收缓冲区，接收窗口因此调整为0（120 - 120），接收窗口合拢为0。客户端回复ACK确认收到120字节数据，并且通告接收窗口调整为0字节；
10) 服务器收到客户端的ACK确认，发送窗口也发生合拢，随后根据客户端通告的新接收窗口大小，重新调整发送窗口，此时因为接收窗口为0，发送窗口保持合拢状态；
提升TCP吞吐量，最佳状态是在流量控制机制的调控下，使得发送端总是能发送足够的数据报文填满发送端和接收端之间的逻辑管道和缓冲区。其中逻辑管道的容量有专门的学名叫BDP（Bandwidth Delay Product，带宽时延乘积，BDP = 链路带宽 * RTT），在一个高带宽低时延的网络中，TCP包头中的16位窗口大小可能就不够用了，需要用到TCP窗口缩放选项，在RFC1323中定义，有兴趣可以研究一下。
猪场老板解读：滑动窗口是从养猪场到买家临时猪圈的出入闸门，猪场养殖场这道出闸门叫发送窗口，买家临时猪圈那道入闸门叫接收窗口，为了不让买家的临时猪圈爆满溢出无法签收新来的肥猪们，进而导致猪场白送一趟货，猪场老板必须要等买家通告自己空闲槽位数量后才可进行生猪发货操作，这个槽位数量就是窗口大小，槽位减少或增加，受到猪场发货速率和买家屠宰部门提货速率的共同影响，表现出类似窗口合拢或张开的滑动状态。我们期待的最佳状态就是高速路上跑满欢快的车队，临时猪圈住满幸福的肥猪。
三藏对小牛精说：所以说做妖就像做人，要有仁慈的心，有了仁慈的心，就不再是妖，是人妖。哎，他明白了，你明白了没有？
④ 调大RTO（Retransmission TimeOut）初始值
将RTO（Retransmission TimeOut）初始值设为3s。
TCP为每一个报文段都设定了一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且该报文段还没有收到接收端的ACK确认，此时TCP就会对该报文段进行重传。当TCP链路发生超时时，意味着很可能某个报文段在网络路由路径的某处丢失了，也因此判断此时网络出现拥塞的可能性变得很大，TCP会积极反应，马上启动拥塞控制机制。
RTO初始值设为3s，这也是目前Linux Kernel版本中TCP/IP协议栈的缺省值，在链路传输过程中，TCP协议栈会根据RTT动态重新计算RTO，以适应当前网络的状况。有很多的网络调优方案建议把这个值尽量调小，但是，我们开篇介绍移动网络的特点之一是高时延，这也意味着在一个RTT比较大的网络上传输数据时，如果RTO初始值过小，很可能发生不必要的重传，并且还会因为这个事件引起TCP协议栈的过激反应，大炮一响，拥塞控制闪亮登场。
猪场老板的态度是什么样的呢：曾经有一份按时发货的合同摆在我的面前，我没有去注意，等到重新发了货才追悔莫及，尘世间最痛苦的事莫过于此，如果上天能给我一个再来一次的机会，我希望对甲方说耐心点，如果非要给这个耐心加一个期限的话，我希望是一万年。
⑤ 禁用TCP快速回收
TCP快速回收是一种链接资源快速回收和重用的机制，当TCP链接进入到TIME_WAIT状态时，通常需要等待2MSL的时长，但是一旦启用TCP快速回收，则只需等待一个重传时间（RTO）后就能够快速的释放这个链接，以被重新使用。Linux Kernel的TCP/IP协议栈提供了一组控制参数用于配置TCP端口的快速回收重用，当把它们的值设置为1时表示启用该选项：
1) net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1
2) net.ipv4.tcp_tw_recycle = 1
3) net.ipv4.tcp_timestamps = 1（tcp_tw_recycle启用时必须同时启用本项，反之则不然，timestamps用于RTT计算，在TCP报文头部的可选项中传输，包括两个参数，分别为发送方发送TCP报文时的时间戳和接收方收到TCP报文响应时的时间戳。Linux系统和移动设备上的Android、iOS都缺省开启了此选项，建议不要随意关闭）
以上参数中tw是TIME_WAIT的缩写，TIME_WAIT与TCP层的链接关闭状态机相关。下面我们看看TIME_WAIT是谁，从哪里来，往哪里去。
前面我们在介绍基础理论知识的时候，【图九 TCP链接建立、传输和关闭示意】中最后四个数据报文就是TCP链接关闭的过程，俗称四次挥手，分手总是难以割舍的，所以链接建立只需三次握手，分手得要四次回首。
TCP设计目标是可靠传输，哪怕在分手时也得确保成功。为此，在TCP链接关闭阶段设计了繁杂的状态机，在【图十四 TCP状态变迁图】的左下角虚线框中的四个状态FIN_WAIT1、FIN_WAIT2、CLOSING、TIME_WAIT，代表着主动关闭TCP链接这一方的可能状态，前三个状态最终都会进入到等待响应最后一个FIN的ACK的这个阶段，即TIME_WAIT状态，并且在此停留2MSL（2倍Maximum Segment Lifetime，2倍报文段最大生存时间，RFC793规定MSL为2分钟，Linux Kernel中TCP/IP协议栈采用的是30秒，这个值的选择是有讲究的，它是一个物理上的约束，表示一个IP数据报文在地球上最长的存活时间，意思就是即便收不到这个ACK，也会给时间让它最终在地球的某个角落里消失）时长。这样处理的原因是在四次挥手过程中，主动关闭方需要确保自己最后发送响应对端FIN的ACK能被对端收到，如果对端出现超时重传了FIN，则意味着自己上次发的ACK丢失了，那么自己还有机会再次发送ACK确认，乘以2就是为了给重传的ACK充裕的到达时间。
真是太缠绵了，感天动地。在创造TCP/IP的年代，窄带宽、高时延、不稳定的网络状态，这样的设计相当必要，要分手也得大家都确认才行，爱情片里太多这样的误会了，不学习网络知识生活中是要吃大亏的。
【图十四 TCP状态变迁图】
回归正题，前面的基础知识告诉我们，只有TCP链接的主动关闭方会进入TIME_WAIT状态，这会给链接主动关闭方所在的TCP/IP协议栈带来什么样的影响呢。归纳一下主要有两个方面：
1) TCP/IP协议栈随机端口资源耗尽
铺垫一个基础知识：TCP对每个链接用一个四元组（TUPLE）来唯一标识，分别是源IP、目标IP、源端口、目标端口。通常在使用一个特定的目标服务时，目标IP（即服务器IP）和目标端口（即服务器知名/私有端口）是固定的，源IP通常也是固定的，因此链接主动发起方TUPLE的最大数量就由源端口的最大数量决定，TCP/IP v4规定端口号是无符号短整型，那么这个最大值就是65535。
假设一个服务器即作为TCP链接的主动打开方（通常是作为客户端角色，它使用本地随机分配的临时端口）又是TCP链接的主动关闭方，则大量主动关闭的链接会进入到TIME_WAIT状态，如果大伙在这个状态都折腾60秒（Linux MSL缺省为30秒，2MSL为60秒），这台机器相关的TUPLE资源会被快速占用、堆积并很快因为（源）端口的65535限制而耗尽，以后该TCP/IP协议栈上运行的其程序作为TCP链接的主动打开方再想链接同一个目标服务器时，就只能等待2MSL释放，从应用角度来看就是链接建立失败，用户要承受精神和肉体双重折磨，无法接受。
2) TCP/IP协议栈TUPLE相关数据结构大量消耗内存
假设一个服务器作为TCP链接的被动打开方（通常是作为服务器角色）和主动关闭方，则大量主动关闭的链接会进入到TIME_WAIT状态，如果大伙在这个状态都折腾60秒，本地机器TCP/IP协议栈维护的TUPLE数据项会快速堆积并占用大量内核内存资源，最关键的是因为此时TCP四元组碰撞概率极低（因为源IP、源端口大多都是不同的），导致TUPLE的积压几乎不受限制而野蛮生长，这对于一个高负载又要求高性能的服务器而言，感情上是相当痛苦的，肉体上勉强能接受。
基于以上分析，为了提高服务器网络效能，一些服务器选择配置启用TCP快速回收（真的需要配置吗，配置真的有效果吗，后面逐步会谈到）来优化性能。然而，新的问题出现了，三藏说：看，现在是妹妹要救姐姐，等一会那个姐姐一定会救妹妹的......恩恩怨怨何时了啊。
【问题1】如果客户端通过同一个NAT链接应用服务器时，客户端TCP链接可能被RESET拒绝或者无响应、响应缓慢。我们来具体分析一下成因，NAT作为代理层面向服务器时，客户端侧的源IP会被收敛成NAT的地址，通常有三种情况：
1) NAT为公网代理，比如公司内大伙用手机通过WIFI上网就属于这种模式，逻辑结构类似【图十五 客户端通过NAT上网示意】。另有一点背景交待：我们上网冲浪时发起的链接绝大多数都是短链接；
【图十五 客户端通过NAT上网示意】
2) NAT为后端服务器集群做四层或七层Load Balance（以下简称LB），比如HAProxy或LVS的四层NAT模式、Nginx的七层LB模式，典型场景是客户端HTTP请求经过LB转发到后端的服务器集群。LB与服务器集群之间大多也是采用短链接，逻辑结构类似【图十六 服务器通过NAT做LB】；
【图十六 服务器通过NAT做LB】
3) 上述第1和第2中情况的组合，具体可以参考【图十七 典型客户端连接服务器链路示意】，后面会有专门的讨论，此处不再赘述；
Linux Kernel的TCP/IP协议栈在开启TCP链接TIME_WAIT状态快速回收时，只需等待一个重传时间（RTO可能很短，甚至都来不及在netstat -ant中看到TIME_WAIT状态）后就释放而无需等待通常的2MSL超时。被释放的TCP链接的TUPLE信息同时也就就清除了。那么，问题来了，如果短时间内有新的TCP链接复用了这个TUPLE，就有可能会因为收到之前已释放的链接上，因延迟而刚刚到达的FIN，从而导致新链接被意外关闭。实际上，还会有链路被串接的问题。
为了规避这些问题，TCP/IP协议栈在快速回收释放TUPLE后，又利用IP层PEER（TCP/IP协议栈中维护的链接对端数据结构）信息中的对端IP、PEER最后一次TCP数据报文时间戳等信息（注：对端端口信息此时已经在TCP层被清除掉了），对TCP链接通过快速回收和重用TUPLE到新链接上做了一系列约束，在RFC1323中有相应的描述。简单讲就是在同时满足以下条件时，不能重用从TIME_WAIT状态快速回收的TUPLE，此时的表现是不响应或对SYN请求响应RESET：
1）来自同一台PEER机器的TCP链接数据报文中携带时间戳字段；
2）之前同一台PEER机器（仅仅指IP，端口信息因链接被TCP快速释放而缺失） 的某个TCP报文曾在60秒之内到过本服务器；
3）新链接的时间戳小于PEER机器上次TCP到来时的时间戳；
条件已经相当苛刻，碰撞概率应该很低了。但由于只有PEER的IP而缺少PEER的端口信息作为判断TCP链接另一端唯一性的约束，不能重用的概率便放大了65535倍。假设PEER是一台单独的机器，问题不大，因为一台机器上的时间戳是单调增长的，一旦出现时光倒流，则可以确定是旧的数据报文延迟了，直接丢掉即可。但是，如果很多客户端通过同一台NAT设备接入进来，那么问题就严重了，因为工作在四层的NAT不会修改客户端发送的TCP报文内的时间戳，而客户端们各自的时间戳又无法保持一致，服务器只认时间戳最大的那个，其它通通丢掉或者对SYN请求直接响应RESET，太冤了。
我们的业务服务中，典型模式是客户端使用HTTP短链接通过接入服务器使用业务服务，且这些接入服务器基本都是以LB方式在运行，接入服务器与业务服务器之间则大多为直接链接或通过代理调度，无论是有线互联网的B/S架构，还是移动互联网的C/S架构都是如此。客户端用户也大多数都是通过NAT上网的。参考【图十七 典型客户端连接服务器链路示意】可以有更直观的了解。
【图十七 典型客户端连接服务器链路示意】
基于前述知识，我们以【图十七 典型客户端连接服务器链路示意】为基础来观察，可以分三种情况讨论快速回收配置参数的合理使用：
1) 链接主动打开方和主动关闭方均为客户端
a. 如服务器LB工作在七层且在公网提供服务，则它与HTTP服务器集群之间一般都是短链接，此时，服务器LB符合随机端口资源耗尽的模式。因为它的时间戳是单调递增的，故无需担心链接碰撞，符合 TCP快速回收重用的条件，但由于服务器LB部署在公网对客户端提供服务，客户端有可能通过NAT代理访问外部网络，便无法保证时间戳单调递增，故建议关闭TCP快速回收选项；
b. 如服务器LB工作在四层模式，自身不受影响，故关闭TCP快速回收选项；
c. HTTP服务器集群与层级靠后的业务服务器之间大多都是短链接，HTTP服务器的情况与前述第a点类似，如果它在七层服务器LB之后部署，且与层级靠后的业务服务器之间没有NAT，则可以考虑启用TCP快速回收选项，除此之外，都建议关闭TCP快速回收选项；
2) 内网服务器（业务服务器、逻辑代理服务器等）之间有相互调用时，建议优先采用长链接方案。如果确实需要使用短链接方案时，则层级靠前的服务器往往即是链接的主动打开方，又是链接的主动关闭方，符合随机端口资源耗尽的模式。考虑到单台服务器能确保自己时间戳单调递增，开启tcp_tw_recycle也能符合TCP快速回收重用的条件，且不用担心碰撞，因此建议启用TCP快速回收选项。这里需要注意两个特殊情况：
a. 如果层级靠前的服务器有一端直接在公网为客户端提供服务，而客户端有可能通过NAT代理访问外部网络，则不宜启用TCP快速回收选项；
b. 如果层级靠前的服务器与层级靠后的服务器之间有四层NAT隔离，也需要谨慎考虑。除非服务器间系统时钟同步精准，能确保层级靠前的服务器集群总体时间戳在毫秒级的精度上能单调递增，否则建议关 闭TCP快速回收选项；
3) 服务器集群被模拟客户端逻辑攻击，此时服务器会主动关闭链接，从而导致大量出现TIME_WAIT状态，服务器因此符合TCP/IP协议栈TUPLE相关数据结构内存大量消耗的模式但，考虑到客户端可能处在NAT之后，建议保持关闭TCP快速回收选项。我们应利用提前部署的安全机制在TCP三次握手期间及早拒绝链接来解决此类问题；
服务端系统架构千变万化，较难穷举，总结一下上述的讨论：
1) 服务器如果直接在公网服务于客户端时，因为客户端有可能通过NAT代理访问外部网络，故建议关闭TCP快速回收选项；
2) 服务器各层级在内网互联时，同时作为链接的主动发起方和链接的主动关闭方，建议开启TCP快速回收。上述建议例外场景是：如服务器层级之间有4层NAT，则需要考察层级靠前的服务器集群时钟同步的精度水平是否能到毫秒级，通常建议关闭TCP快速回收选项；
【问题2】CMWAP转发的包时间戳有乱跳的情况，也会遇到类似问题1的现象。因为现在WAP的用户越来罕见，就不展开了；
⑥ HTTP协议：打开SOCKET的TCP_NODELAY选项
TCP/IP协议栈为了提升传输效率，避免大量小的数据报文在网络中流窜造成拥塞，设计了一套相互协同的机制，那就是Nagles Algorithm和TCP Delayed Acknoledgement。
Nagle算法（Nagles Algorithm）是以发明人John Nagle的名字来命名。John Nagle在1984年首次用这个算法来尝试解决福特汽车公司的网络拥塞问题（RFC 896），该问题的具体描述是：如果我们的应用程序一次产生1个字节的数据（典型的如telnet、XWindows等应用），而这个1个字节数据又以网络数据包的形式发送到远端服务器，那么就很容易使网络中有太多微小分组而导致过载。
因为传输1个字节有效数据的微小分组却需花费40个字节的额外开销（即IP包头20字节 TCP包头20字节），这种有效载荷利用率极其低下的情况被统称为愚蠢窗口症候群（Silly Window Syndrome），前面我们在谈MSS时也提到过，如果为一头猪开个大卡车跑一趟，也够愚钝的。对于轻负载广域网或者局域网来说，尚可接受，但是对于重负载的广域网而言，就极有可能引起网络拥塞导致瘫痪。
Nagle算法要求一个TCP链接上最多只能有一个未被确认的小分组（数据长度小于MSS的数据包），在该分组的确认到达之前不能再发送其它小分组。此时如果应用层再有新的写入数据，TCP/IP协议栈会搜集这些小分组并缓存下来，待以下时机发出：
1) 收到接收端对前一个数据报文的ACK确认；
2) 当前数据属于紧急数据；
3) 搜集的数据达到或超过MSS；
【图十八 Nagle算法未开启和开启数据报文交互示意】对比了Nagle算法未开启（左侧图示）和开启（右侧图示）的数据报文交互过程。
【图十八 Nagle算法未开启和开启数据报文交互示意】
TCP Delayed Acknoledgement 也是为了类似的目的被设计出来的，它的作用就是延迟ACK包的发送，使得TCP/IP协议栈有机会合并多个ACK或者使ACK可以随着响应数据一起返回，从而提高网络性能。TCP Delayed Acknoledgement定义了一个超时机制，默认超时时间是40ms，超过这个时间，则不再等待立即发送延迟的ACK。
如果一个TCP连接的一端启用了Nagles Algorithm，而另一端启用了TCP Delayed Acknoledgement，而发送的数据包又比较小，则可能会出现这样的情况：发送端在等待接收端对上一个数据报文的ACK才发送新的数据报文，而接收端则正好延迟了这个ACK的发送，那么正要被发送的新数据报文也就同样被延迟了。
上述情况出现的前提是TCP连接的发送端连续两次调用写SOCKET接口，然后立即调用读SOCKET接口时才会出现。那么为什么只有 Write-Write-Read 时才会出现问题，我们可以分析一下Nagles Algorithm的伪代码：
if there is new data to send
if the window size >= MSS and available data is >= MSS
send complete MSS segment now
else
if there is unconfirmed data still in the pipe
enqueue data in the buffer until an acknowledge is received
else
send data immediately
end if
end if
end if
代码显示，当待发送的数据比 MSS 小时，先判断此时是否还有未ACK确认的数据报文，如果有则把当前写的数据放入写缓冲区，等待上个数据报文的ACK到来。否则立即发送数据。对于Write-Write-Read的调用秩序，发送端第一个Write会被立刻发送，此时接收端TCP Delayed Acknoledgement机制期待更多的数据到来，于是延迟ACK的发送。发送端第二个Write会命中发送队列中还有未被ACK确认的数据的逻辑，所以数据被缓存起来。这个时候，发送端在等待接收端的ACK，接收端则延迟了这个ACK，形成互相等待的局面。后面等到接收端延迟ACK超时（比如40ms），接收端就会立即发出这个ACK，这才能触使发送端缓存的数据报文被立即发出。
现代TCP/IP 协议栈默认几乎都启用了这两个功能。
我们在移动APP的设计实现中，请求大部分都很轻（数据大小不超过MSS），为了避免上述分析的问题，建议开启SOCKET的TCP_NODELAY选项，同时，我们在编程时对写数据尤其要注意，一个有效指令做到一次完整写入（后面会讲协议合并，是多个指令一次完整写入的设计思想），这样服务器会马上有响应数据返回，顺便也就捎上ACK了。
预告：下篇将继续讲解接入调度、链路管理、IO管理等部分，敬请期待。
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