TCP 提供可靠数据传输服务，为保证传输正确性，TCP 重传其认为已经丢失的包。TCP 有两套重传机制，一是基于定时器（超时），二是基于确认信息的构成（快速重传）。
基于计时器的重传
简单的超时重传
图中黑色那条就是因为定时器超时仍没有收到 ACK，所以引起了发送方超时重传。实际上 TCP 有两个阈值来决定如何重传同一个报文段：一是愿意重传的次数 R1、二是应该放弃当前连接的时机 R2。R1 和 R2 的值应分别至少为 3 次和 100 秒，如果超过任何一个但还没能重传成功，会放弃该连接。当然这两个值是可以设置的，在不同系统里默认值也不同。
那么如何设定一个合适的超时的值呢？假设 TCP 工作在静态环境中，这很容易，但真实网络环境不断变化，需要根据当前状态来设定合适的值。
超时时间 RTO
RTO（retransmission timeout）一般是根据RTT（round trip time）也就是往返时间来设置的。若 RTO 小于 RTT，则会造成很多不必要的重传；若 RTO 远大于 RTT，则会降低整体网络利用率，RTO 是保证 TCP 性能的关键。并且不同连接的RTT不相同，同一个连接不同时间的 RTT 也不相同，所以 RTO 的设置一直都是研究热点。
所以凭我们的直觉，RTO 应该比 RTT 稍大：
RTO=RTT+Δt
那么，RTT 怎么算呢：
SRTT=(1−α)×SRTT+α×RTTnew
SRTT(smooth RTT)，RTTnew 是新测量的值。如上，为了防止 RTT 抖动太大，给了一个权值 a ，也叫平滑因子。a 的值建议在 10%~20%。举个例子，当前 RTTs=200ms，RTTs=200ms，最新一次测量的 RTT=800ms，RTT=800ms，那么更新后的 RTTs=200×0.875+800×0.125=275ms，RTTs=200×0.875+800×0.125=275ms.
Δt如何得到呢？RFC 2988 规定：
RTO=SRTT+4×RTTD
因此，按照上面的定义，Δt=4×RTTD. 而 RTTD 计算公式如下：
RTTD=(1−β)×RTTD+β×|SRTT−RTTnew|
实际上，RTTD 就是一个均值偏差，它就相当于某个样本到其总体平均值的距离。这就好比你的成绩与你班级平均成绩差了多少。RFC 推荐 β=0.25。
退避指数
根据前面的公式，我们可以得到 RTO。一旦超过 RTO 还没收到 ACK，就会引起发送方重传。但如果重传后还是没有在 RTO 时间内收到 ACK，这时候会认为是网络拥堵，会引发 TCP 拥塞控制行为，使 RTO 翻倍。则第 n 次重传的 RTOn 值为：
RTOn=2^(n−1)×RTO1
下图是一个例子：
如上，在时间为0.22531时开始第一次重传，此后重传时间开始指数增大，（在尝试了8次后停下，说明其 R2 的值可能为8）。
带时间戳的 RTT 测量
前面说了 RTO 的公式，它和 RTT 有关，那么每一次的 RTT 是如何得到的呢？在之前 TCP 连接管理的时候讲过，TCP有一个 TSOPT (timestamp option) 选项，它包含两个时间戳值。它允许发送者在报文中带上一个32比特的时间戳值（TSV），然后接收方 将收到的值原封不动的填入 ACK 报文段中 TSOPT 选项的第二部分，时间戳回显字段（TSER）。发送方收到 ACK 以后，将当前时间戳减去 TSOPT 选项的 TSER 就可得到精确的RTT值。
但是这里有很微妙的细节：接收方在收到数据包后，并不是立即发送 ACK，通常会延时“一小会儿”，多等待几个数据包后返回一个累积 ACK。此时接收方将确认时间最近的报文段的 TSV 填入 TSER 发送给发送方。
重传二义性与 Karn 算法
还有另一个重要的细节，如果测量 RTT 的样本出现了超时重传，但是我们收到了 ACK 时无法分辨是对哪一次的确认，这时候 RTT 的值可能是不正确的。
因此，Karn 算法规定：此时不更新 RTTnew 的值。并且如果发生再次重传，则采用退避后的 RTO 的值，直到发送成功，退避指数重新设定为 1 。
丢包和失序的情况
假设有三个数据包依次发送，1号和3号先到达，2号数据包由于网络因素最后到达。接收方收到3号时，会发送一个1号的冗余 ACK，然后2号到达，此时会发送一个3号的累积 ACK 表明这三个到达。在这个例子里，3号 ACK 并没有立即返回，发送方收到3号的 ACK 后，根据其 TSER 计算此时的 RTT，就会导致发送方过高的估计 RTT，降低重传积极性，使得 RTO 相应增大，当然这在失序时是有好处的，因为过分积极会导致大量的伪重传。
伪超时与重传
如下图，在发送第四个 ACK 后出现延迟高峰，导致发送方在 RTO 时间内没有收到 5 ~ 8 的 ACK，于是发生重传，然后之前的 ACK 到达，于是又依次发送 6 ~ 8，就导致了不必要的重传。可以用 Eifel 算法来解决（略）。
<img src="http://image.littlechao.top/20180315075511000005.jpg" style="height:400px">
目的度量
从前面可以看出，TCP 可以学习链路特征，如 RTT、SRTT 等，但一旦连接关闭，这些信息就会丢失。即使相同的接收方与发送方建立新的连接，也必须从头开始“学习”。较新的 TCP 实现维护了这些值，在 Linux 中可以通过如下命令查看：
ip route show cache [ip]
基于确认信息的重传
快速重传
在大多数情况下，计时器超时并触发重传是不必要的，也不是期望的，因为 RTO 通常是大于 RTT（约2倍或更大），因此基于计时器的重传会导致网络利用率降低。
首先我们要知道，接收方收到失序报文段时，应立即生成确认信息（重复 ACK），以便发送方尽快、高效地填补空缺。而发送方在收到重复 ACK 时，无法判断是由于数据包丢失还是仅仅因为延迟，所以发送方等待一定数目的重复 ACK （重复 ACK 阈值，dupthresh），这时可以认为是数据包丢失，即便还未超时，也立即发送丢失的分组。
所以快速重传概括如下：TCP 发送方在观测到至少 dupthresh ( 通常是 3 ) 个重复 ACK，立即重传，而不必得到计时器超时。当然也可以同时发送新的数据。
示例如下：
包失序与包重复
失序
当然快速重传也会造成一些问题。在轻微失序的情况下(左图)，不会有什么影响。但在严重失序时(右图)，4号数据包延迟到达，接收方发送 4 个冗余 ACK ，让发送方认为 4 号分组丢失，造成伪快速重传。
重复
尽管可能性较小，但 IP 协议也可能将单个包传输多次。假如 IP 协议将一个包传输了 4 次，然后发送方接收到 3 个冗余 ACK ，也会让发送方以为分组丢失，导致伪快速重传。
带选择确认的重传
在上一篇文章中提到过 TCP 的 SACK 选项，它通过若干个 SACK 块来帮助发送方知道接收方有哪些空缺，可以减少不必要的重传。
接收端的 SACK 行为
接收端在 TCP 连接建立期间收到 SACK 选项即可生成 SACK。通常来说，当收到失序报文段，接收方就会生成 SACK。
第一个 SACK 块包含的应该是最近收到的报文段的序列号范围。由于 SACK 选项空间有限，应尽可能向发送方提供最新信息。其余的 SACK 按先后顺序依次排列，也就是说，该 ACK 报文段除了包含最新接收的序列号信息，还应重复之前的 SACK 信息。这是因为 ACK 报文段是没有重发机制的，可能会丢失，重复提高了其鲁棒性。
发送端的 SACK 行为
发送方应该充分利用 SACK 信息来进行重传，称为选择性重传。发送方记录累积 ACK 信息和 SACK 信息，当接收到相应序列号范围内的 ACK 时，在其重传缓存中标记该报文段重传成功。
