海量之道之弱联网优化

前言

【弱联网优化】作为海量之道2.0系列课题的基础方法论之一,望文生义,想必定是卖弄移动网络信号不佳时如何优化的奇技淫巧。恭喜你,感觉靠谱,不过我们还想多聊一点其它话题。

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

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(Don't 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Nagle's Algorithm和TCP Delayed Acknoledgement。

Nagle算法(Nagle's 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Nagle's 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Nagle's 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 ifend 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。

3.1.2. 接入调度

① 就快接入

在客户端接入服务器调度策略的演化过程中,我们最早采用了“就近接入”的策略,在距离客户端更近的地方部署服务器或使用CDN,期望通过减少RTT来提高网络交互响应性能。这个策略在国内的落地执行还需要加一个前缀:“分省分运营商”,这就给广大负责IDC建设的同学带来了巨大的精神和肉体折磨。

在持续运营的过程中,根据观察到的数据,发现并非物理距离最近的就是最快的。回忆一下前面谈到的吞吐量指标BDP,它与链路带宽和RTT成正比关系,而RTT是受物理距离、网络拥塞程度、IDC吞吐量、跨网时延等诸多因素综合影响的,单纯的就近显然不够精细了。

“就快接入”在“就近接入”策略的基础上改善提升,它利用客户端测速和报告机制,通过后台大数据分析,形成与客户端接入IP按就快原则匹配接入服务器的经验调度策略库,令客户端总能优先选择到最快的服务器接入点。

对于接入服务器,我们按照访问目标数据属性纬度的不同,可以分为至少两个集合,它们分别是:

1)业务逻辑服务器集合;

2)富媒体服务器集合,富媒体包括头像、图片和视频等尺寸比较大的数据;

这两类服务器集合通常由独立的接入调度FSM管理。

客户端在访问不同的数据类型时使用不同的服务器集合,这样的划分体现了轻重分离、信令和数据分离的架构理念。

每个服务器集合又可按接入调度的优先秩序划分为三个子列表:

1) 【动态服务器列表】

服务器按策略(比如就快接入)并结合设备负载情和容量情况、网络容量情况综合计算下发的一系列服务器IP地址,某些产品还会在动态服务器列表靠后的部分加上动态服务器域名(该域名与静态服务器域名列表内容不同,是一种动态扩展方式),对于下载类业务,动态服务器列表最后会包含动态回源服务器IP地址等。客户端应当持久化存储动态服务器列表,并在APP启动时加载到内存缓存中,其缓存索引的KEY通常是网络类型,对于WIFI网络,KEY的内容中再加上一个SSID,以便区分不同的WIFI热点。客户端在持久化和内存中基于不同的KEY缓存3 ~ 5组(建议值,可根据业务特点灵活选择和配置)动态服务器列表数据,并按照LRU方式做更新淘汰;

2) 【静态服务器域名列表】

预埋在客户端持久化存储中,在首次启动APP或动态服务器列表访问全部失败时使用;

3) 【静态服务器IP列表】

预埋在客户端持久化存储中,其主要价值在于,当使用客户端遇到动态服务器列表和静态服务器域名列表访问都出现异常时,有最低限度的可用性保障。静态服务器IP列表贵精不贵多,能分别服务国内和海外用户即可。对于下载类业务,静态服务器IP列表最后还有包含静态回源服务器IP地址;

每个服务器列表都包含一批列表项,一般为2 ~ 3个。每个服务器列表中的列表项按照优先顺序从前到后排列,故也需维护一个自己独立的调度机制,我们称之为服务器列表调度FSM。

基于以上的分类基础,客户端和服务器接入调度机制的具体的做法通常为:

1) 客户端实现接入调度FSM模型和服务器列表调度FSM模型,这两个FSM是嵌套关系,可以理解为外循环和内循环的关系,就好比地球围着太阳公转的时候也没耽误自转;

2) 客户端存储预埋业务逻辑和富媒体两个服务器集合,每个服务器集合都包含静态服务器域名列表和静态服务器IP列表;

3) 服务器实现就快接入调度算法,依托异步计算持续更新的经验调度策略库,进行动态匹配计算;

4) 客户端和服务器共同实现一套动态服务器列表下发和更新机制;

5) 实践中有些服务器还要求客户端支持302跳转的能力,这个逻辑机制上可以有,策略上不提倡;

我们先考察接入调度FSM,如【图十九 接入调度FSM示意】,它的状态变迁驱动力来自:

1) 当前状态下相应的服务器列表无有效数据(数据项为空或全部试完一轮);

2) 服务器下发了新的动态服务器列表;

接入调度FSM状态变迁的原则是:

1) 客户端首次使用时,接入调度FSM状态入口在静态服务器域名列表;

2) 客户端在冷启动(除首次使用)、热启动时,接入调度FSM状态入口在动态服务器列表。动态服务器列表通常在冷启动时从本地持久化缓存加载,在内存缓存中会被服务器下发的数据更新,一旦更新,客户端应择机持久化到本地存储中;

3) 接入调度FSM状态变迁时,以进入服务器下发的动态服务器列表状态为最高优先级,即三个服务器列表发生状态变迁时,都先向服务器动态列表跳转;

4) 第3点之特例:当刚从动态服务器列表变迁到静态服务器域名列表且未收到服务器下发新的动态服务器列表时,静态服务器域名列表变迁的下一站是静态服务器IP列表。这里要特别谈一下前面那个时间限定词“刚”,这个前提设定的原因是移动网络易抖动,1分钟前动态服务器服务器列表不可用不代表5分钟后依然不可用,因此,我们把这个“刚”设定为:一直在前台运行的5分钟以内的时间;

5) 特别的,如果是因为服务器下发新的动态服务器列表导致状态变迁,那么接入调度FSM状态要置位还原,重新按第2条原则执行;

【图十九 接入调度FSM示意】

我们以动态服务器列表为例来考察服务器列表调度FSM,先说明一下,同其他两个列表不同的是,动态服务器列表中的列表项数量完全由服务器下发时控制。如【图二十 动态服务器列表调度FSM】所示,服务器列表调度FSM的状态变迁驱动力来自:

1) 链接建立失败或超时;

2) 链接建立成功但收发数据错误(包含网络类型切换、无网络等)或超时;

3) 服务器下发新的动态服务器列表;

服务器列表调度FSM状态变迁的原则为:

1) APP冷启动时,服务器列表调度FSM状态全部重新置位,按第2条原则 执行;

2) 客户端由前到后顺序尝试服务器列表中的数据项,不可逆向执行、不可乱序执行;

3) 客户端尝试一遍本服务器列表所有数据项,如果全部失败,则退出这个服务器列表调度FSM,进入到接入调度FSM;

4) 链接建立失败(建议要再做1 ~ 2次重试,重试间隔3 ~ 5s,这两个参数 云端应该可配可控,相关详细讨论可参考3.1.3链路管理)或超时、链接 建立成功收发数据错误或超时、服务器下发新的动态服务器列表时,服务 器列表调度FSM状态要变迁;

5) 特别的,如果是因为服务器下发新的动态服务器列表导致状态变迁,那么服务器列表调度FSM状态要置位还原,重新按第2条原则执行;

【图二十 动态服务器列表调度FSM】

客户端接入调度首要目标是确保可用性,其次是选择最快的链路。客户端无论同哪个集合中哪个服务器列表的接入服务器建立链接,服务器都应按照就快策略的标准评判此时客户端选择的服务器接入点是否符合要求,有没有更快的接入点,如果有,就随着业务数据响应一并下发至客户端,客户端同步更新动态服务器列表的数据,驱动调度FSM和服务器列表调度FSM发生状态变迁,使得下次再发起服务器访问时能使用更优的接入服务,接入链路切换时机这里有三个方案可供探讨(后续链路管理也会有相关的讨论):

1) 直接关闭当前链路,立即尝试使用新的动态服务器列表建立链接;

2) 直接关闭当前链路,当有网络访问时尝试使用新的动态服务器列表建立链接;

3) 保持当前链路,立即尝试使用新的动态服务器列表建立链接,一旦成功,马上切换新的业务请求到新链路上,然后在旧链路空闲时将其关闭;

实践中可以根据APP的特点来选择链路切换方案。

那么,客户端报告什么样的数据可以作为服务器调度策略计算的依据呢?

1) 网络类型,比如WIFI、2/3/4G等,WIFI时多提供一份SSID信息;

2) 接入IP归属,比如电信、联通、移动、海外及其所属省市等,注:归属由服务器判断;

3) 目标域名,用于服务端校验访问目标和自己提供的服务是否匹配;

4) 访问目标服务时的测速数据(IO次数、每次IO字节和耗时、RTT估算值等)和服务质量数据(如接入调度FSM状态、服务器地址、链接成功或失败、链接成功所需时长、链接失败错误码、重试次数等);

说了半天,这一切的基础是我们要部署足够多和广的服务器接入点,也可以使用CDN,依托在一个分省市分运营商甚至覆盖全球的IP库和通过大量客户端测速报告的业务质量统计数据计算出来的、接入IP按就快原则匹配接入服务器的经验调度策略库之上。

总结一下与就快接入相关的内容:

1) 服务器分省分运营商分国内外的部署及使用CDN,广度和深度并举;

2) 客户端测速报告及服务质量监控报告,测速这个话题,稍微多探讨一下,在有 线网络,实时测速并调整调度策略数据是非常普通的方案,但放在移动网络条件下,就有重新思考的必要。移动网络易抖动和移动应用大部分短链接轻量交互的特点,使得我们很难在一个短的时间内做出网络速度的有效判断,即便有初步的判断,也可能因为没有马上使用的时机而导致过期失效。因此,我们更倾向于把这些质量数据报告到后台,通过大量的数据归并分析,形成接入速度调度策略的判断依据;

3) 客户端接入IP库与接入服务器就快调度匹配库需要持续更新;

4) 服务器调度中尽量减少302跳转,做到一击即中;

② 去DNS的IP直连:

DNS不但需要1个RTT的时间消耗,而且移动网络下的DNS还存在很多其它问题:

1) 部分DNS承载全网用户40%以上的查询请求,负载重,一旦故障,影响巨大,这样的案例在PC互联网也有很多,Google一下即可感受触目惊心的效果;

2) 山寨、水货、刷ROM等移动设备的LOCAL DNS设置错误;

3) 终端DNS解析滥用,导致解析成功率低;

4) 某些运营商DNS有域名劫持问题,实际上有线ISP也存在类似问题。域名劫持对安全危害极大,产品设计时要注意服务端返回数据的安全校验(如果协议已经建立在安全通道上时则不用考虑,安全通道可以基于HTTPS或者私有安全体系)。对于劫持的判断需要客户端报告实际拉取服务数据的目标地址IP等信息;

5) DNS污染、老化、脆弱;

综上就是在前述就快接入小节中,接入调度FSM会优先使用动态服务器列表的原因。

③ 网络可达性探测

在连接建立过程中如果出现连接失败的现象,而终端系统提供的网络状态接口反馈网络可用时,我们需要做网络可达性探测(即向预埋的URL或者IP地址发起连接尝试),以区别网络异常和接入服务异常的情况,为定位问题,优化后台接入调度做数据支持。

探测数据可以异步报告到服务器,至少应该包含以下字段:

1) 探测事件ID,要求全局唯一不重复;

2) 探测发生时间;

3) 探测发生时网络类型和其它网络信息(比如WIFI时的SSID等);

4) 本地调度的接入服务器集合类型;

5) 本地调度的接入服务器IP(如使用域名接入,可忽略);

6) 探测的目标URL或IP地址

7) 本次探测的耗时;

3.1.3. 链路管理

链路就是运肥猪的高速路,就快接入是选路,链路管理就是如何高效的使用这条路。下面是一些实践总结:

① 链路复用

我们在开篇讨论无线网络为什么慢的时候,提到了链接建立时三次握手的成本,在无线网络高时延、频抖动、窄带宽的环境下,用户使用趋于碎片化、高频度,且请求响应又一次性往返居多、较频繁发起等特征,建链成本显得尤其显著。

因此,我们建议在链路创建后可以保持一段时间,比如HTTP短链接可以通过HTTP Keep-Alive,私有协议可以通过心跳等方式来保持链路。具体要点建议如下:

1) 链路复用时,如果服务端按就快策略机制下发了新的接入动态服务器列表,则应该按照接入调度FSM的状态变迁,在本次交互数据完成后,重建与新的接入服务器的IP链路,有三个切换方案和时机可选择:

a. 关闭原有链接,暂停网络通讯,同时开始建立与新接入服务器的TCP链路,成功后恢复与服务器的网络交互;

b. 关闭原有链接,暂停网络通讯,待有网络交互需求时开始建立与新接入服务器的IP链路;

c. 原有链接继续工作,并同时开始建立与新接入服务器的TCP链路,成功后新的请求切换到新建链路上,这个方式或可称为预建链接,原链接在空闲时关闭;

2) 链路复用时区分轻重数据通道,对于业务逻辑等相关的信令类轻数据通道建议复用,对于富媒体拉取等重数据通道就不必了;

3) 链路复用时,如与协议合并(后面会讨论)结合使用,效果更佳;

② 区分网络类型的超时管理

在不同的网络类型时,我们的链路超时管理要做精细化的区别对待。链路管理中共有三类超时,分别是连接超时、IO超时和任务超时。我们有一些经验建议,提出来共同探讨:

1) 连接超时:2G/3G/4G下5 ~ 10秒,WIFI下5秒(给TCP三次握手留下1次超时重传的机会,可以研究一下《TCP/IP详解 卷一:协议》中TC P的超时与重传部分);

2) IO超时:2G/3G/4G下15 ~ 20秒(无线网络不稳定,给抖动留下必要的恢复和超时重传时间),WIFI下15秒(1个MSL);

3) 任务超时:根据业务特征不同而差异化处理,总的原则是前端面向用户交互界 面的任务超时要短一些(尽量控制在30秒内并有及时的反馈),后台任务可以长一些,轻数据可以短一些,重数据可以长一些;

4) 超时总是伴随着重试,我们要谨慎小心的重试,后面会讨论;

超时时间宜短不宜长,在一个合理的时间内令当前链路因超时失效,从而驱动调度FSM状态的快速变迁,效率要比痴痴的等待高得多,同时,在用户侧也能得到一个较好的正反馈。

各类超时参数最好能做到云端可配可控。

③ 优质网络下的并发链路

当我们在4G、WIFI(要区分是WIFI路由器还是手机热点)等网络条件较优时,对于请求队列积压任务较多或者有重数据(富媒体等下载类数据)请求时,可以考虑并发多个链路并行执行。

对于单一重数据任务的多链接并发协同而言,需要服务器支持断点续传,客户端支持任务协同调度;

④ 轻重链路分离

轻重链路分离,也可以说是信令和数据分离,目的是隔离网络通讯的过程,避免重数据通讯延迟而阻塞了轻数据的交互。在用户角度看来就是信息在异步加载,控制指令响应反馈及时。

移动端大部分都是HTTP短链接模式工作,轻重数据的目标URL本身就不同,比较天然的可以达到分离的要求,但是还是要特别做出强调,是因为实践中有些轻数据协议设计里面还会携带类似头像、验证码等的实体数据。

⑤ 长链接

长链接对于提升应用网络交互的及时性大有裨益,一方面用户使用时,节省了三次握手的时间等待,响应快捷;另一方面服务器具备了实时推送能力,不但可以及时提示用户重要信息,而且能通过推拉结合的异步方案,更好的提升用户体验。

长链接的维护包括链接管理、链接超时管理、任务队列管理等部分,设计实施复杂度相对高一些,尤其是在移动网络环境下。为了保持链路还需要做心跳机制(从另外一个角度看,这也是针对简单信息一个不错的PULL/PUSH时机,,但需注意数据传输要够轻,比如控制在0.5KB以内),而心跳机制是引入长链接方案复杂度的一个重要方面,移动网络链路环境复杂,国内网关五花八门,链路超时配置各有千秋,心跳时长选择学问比较大,不但要区分网络类型,还得区分不同运营商甚至不同省市,历史上曾经实践了2分钟的心跳间隔,最近比较多的产品实践选择4.5分钟的心跳间隔。而且长链接除了给移动网络尤其是空中信道带来负担外,移动设备自身的电量和流量也会有较大的消耗,同时还带来后端带宽和服务器投入增加。所以,除了一些粘性和活跃度很高、对信息到达实时性要求很高的通讯类APP外,建议谨慎使用长链接,或可以考虑采用下面的方式:

1) 退化长链接:即用户在前台使用时,保持一个长链接链路,活跃时通过用户使 用驱动网络IO保持链路可用;静默时通过设置HTTP Keep-Alive方式,亦或通过私有协议心跳方式来保持链路。一旦应用切换后台,且在5~10分钟内没有网络交互任务则自行关闭链路,这样在用户交互体验和资源消耗方面取得一个平衡点;

2) 定时拉取/询问:对于一些有PUSH需求的APP,我们可以采用一个云端可配置间隔时长的定时拉取/询问方案。有三个重点,一是定时的间隔云端可以配置,下发更新到客户端后下次生效;二是拉取/询问时,如果下发的指令有要求进一步PULL时,可以复用已建立的链路,即前述退化长链接的模式;三是定时拉取/询问时机在客户端要做时间上的均匀离散处理,避免大的并发查询带来带宽和负载的巨大毛刺;

3) 如果可能,优先使用OS内置的PUSH通道,比如iOS的APNS、Andriod的 GCM(Google这个以工程师文化著称的公司,在做OS级基础设施建设时,却表现出了很差的前瞻性和系统思考的能力,GCM的前身C2DM都没怎么普及使用就被替换了,这也意味着Android各种版本PUSH能力不 一致的问题。但无论怎么说,OS级的基础设施无论在性能、稳定性还是在效率上都会优于APP层自己实现的方案),实施推拉结合的方案。特别要提到的一点是,中国特色无所不在,国内运营商曾经封过APNS的PUSH端口2195,也会干扰GCM的端口5528,更别提这些底层服务的长链接会被运营商干扰。对于Android平台,还存在系统服务被各种定制修改的问题。别担心,办法总比问题多,保 持清醒;

⑥ 小心重试

自动重试是导致后台雪崩的重要因素之一。在移动网络不稳定的条件下,大量及时的重试不但不能达到预期,反而无谓的消耗移动设备的电量甚至流量。因此,我们在重试前要有一些差异化的考虑:

1) 当前移动设备的网络状况如何,如果没有网络,则不必重试;

2) 重试设定必要的时间间隔,因为移动接入网络抖动到恢复可能需要一点时间,马上重试并非最佳策略,反而可能无谓的消耗电量。实践中,可以在一次连接或IO失败(立即失败或超时)时,过3 ~ 5秒后再试;

3) 重试应设定必要的总时限,因为三个服务器列表比较长,每个服务器地址都要重试和等待若干次,最终可能导致接入调度FSM和服务器列表调度FSM流转耗时过长,此时用户侧体验表现为长时间等待无响应。总时限参数可以参考前述区分网络类型的超时管理中的任务超时值。一旦某次重试成功,重试总时限计时器要归零;

4) 服务器下发特定错误码(比如服务器故障、过载或高负载)时,提示客户端停止重试并告知安抚用户,我们在强监控这个主题下有详细的讨论;

每个目标服务器地址的重试次数、重试总时限和重试时间间隔最好能做到云端可配可控。

特别需要提出的一点是,移动APP采用HTTP短链接模式实现CS交互时,广泛的使用了系统原生组件或者开源组件,这些友好的模块把超时和重试都封装起来,其缺省值是否适合自己的业务特点,需要多多关注。使用前,最好能知其然更知其所以然。

⑦ 及时反馈

透明和尊重,会带来信任和默契,家庭如此、团队如此、用户亦如此。欲盖弥彰和装傻充愣也许短暂取巧,拉长时间轴来看,肯定要付出惨重的代价。及时和真诚的告知状况,赢得谅解和信任,小付出,大回报,试过都知道。

当发现因为网络不存在或者其它属于移动端设备链路的异常时,应该及时和显著的提示用户,让用户注意到当前有诸如网络不存在、FREE WIFI接入认证页面需确认等等问题,使用户可以及时处理或理解问题状态。

当发现是服务器问题时,应及时、显著和真诚的告知用户,争取用户的谅解。

网络异常提示或服务器故障通告等信息的呈现要做到一目了然,无二义和二次交互。

我们在强监控这个主题下有详细的方法讨论。

3.1.4. IO管理

基于一个快速和高效管理的链路之上,做好IO调度和控制,也是提升效能和改善用户体验的重要环节。要探讨的内容包括:

① 异步IO

异步化IO的目的就是避免资源的集中竞争,导致关键任务响应缓慢。我们在后面差异服务个大的分类中会重点探讨。这里特别先提出来,是建议在程序架构顶层设计时,要在整体机制上支持异步化,设计必要的异步总线来联系各个层级模块,总线可能会涉及包括队列管理(优先级、超时、CRUD等)、事件驱动、任务调度等。

异步IO除了网络方面外,对移动设备,我们还特别要考虑一下磁盘IO的异步。因为频繁、大吞吐量的磁盘IO会造成APP的UI卡顿,从用户体验上看就是交互响应迟钝或者滑动帧率下降。一般来说,磁盘IO异步会选用空间换时间的方案,即缓存数据批量定时写入磁盘。

② 并发控制

有了异步IO,并发控制就显得尤为重要。把异步机制当作银弹任意使用,就如同我们给移动APP设计了一个叫“发现”的地方一样,很可能各种膨胀的需求、不知道如何归类的需求就纷至沓来,期待有朝一日被“发现”。

异步IO提供了一个很好的发射后不用管的机制,这就会造成使用者的膨胀,无论是否必要、无论轻重缓急,把请求一股脑的丢给异步队列,自己潇洒的转身就走。这样不但会带来效率和交互响应性能的下降,也会造成资源的无谓消耗。

在后面多异步这个大分类的讨论中会涉及到轻重缓急的话题,在前述异步IO的磁盘IO的时空效率转换话题中,还应该包括IO并发的控制,我们即不能因为并发过多的链路造成网络带宽的独占消耗影响其它APP的使用,也不可因快速、大量的异步数据造成缓写机制形同虚设或是占用过大的内存资源。

③ 推拉结合

PUSH机制应该是苹果公司在移动设备上取得辉煌成就的最重要两个机制之一,另外一个是移动支付体系。我们这里的讨论不包括iOS和APPLE移动设备的拟人化交互体验,只侧重根基性的机制能力。APNS解决了信息找人的问题,在过去,只有运营商的短信有这个能力,推送和拉取使得我们具备了实时获取重要信息的能力。

为何要推拉结合。因为系统级的推送体系也必须维持一个自己的链路,而这个链路上要承载五花八门的APP推送数据,如果太重,一方面会在设计上陷入个性化需求的繁琐细节中,另外一方面也会造成这条链路的拥堵和性能延迟。因此,通过PUSH通知APP,再由APP通过自己的链路去PULL数据,即有效的利用了PUSH机制,又能使得APP能按需使用网络,不但简化了链路管理,而且节省了电量和流量。

④ 断点续传

一方面,在讨论链路管理时,我们建议了优质网络下的并发链路来完成同一个重数据拉取任务。这就会涉及到任务的拆分和并行执行,基础是后台能支持断点续传。

另外一方面,从客户端的角度而言,移动网络的不稳定特点,可能会造成某个重数据拉取任务突然失败,无论是自动重试还是用户驱动的重试,如果能从上次失效的上下文继续任务,会有省时间、省电量和省流量的效果,想想也会觉得十分美好。

3.2. 轻往复

“技”止此尔。强调网络交互的“少”,更应强调网络交互的“简”。 我们在一条高时延易抖动的通道上取得效率优势的关键因素就是减少在其上的往复交互,最好是老死不相往来(过激),并且这些往复中交换的数据要尽量的简洁、轻巧,轻车简从。这个概念是不是有点像多干多错,少干少错,不干没错。

把我们实践过的主要手段提出来探讨:

① 协议二进制化

二进制比较紧凑,但是可读性差,也因此形成可维护性和可扩展性差、调测不便的不良印象。这也造成了大量可见字符集协议的出现。计算机是0和1的世界,她们是程序猿的水和电,任何一个整不明白,就没法愉快的生活了。

② 高效协议

高效的协议可以从两个层面去理解,一是应用层标准协议框架,二是基于其上封装的业务层协议框架,有时候也可以根据需要直接在TCP之上把这两个层面合并,形成纯粹的业务层私有协议框架。不过,为了简化网络模块的通讯机制和一些通用性、兼容性考虑,目前大多数情况下,我们都会选择基于HTTP这个应用层标准协议框架之上承载业务层协议框架。下面我们针对上述两个层面展开探讨。

首先是应用层的标准协议优化,比如HTTP/1.1的Pipeline、WebSocket(在HTML5中增加)、SPDY(由Google提出)、HTTP/2等,其中特别需要关注的是处在试验阶段的SPDY和草案阶段的HTTP/2。

SPDY是Google为了规避HTTP/1.1暨以前版本的局限性开展的试验性研究,主要包括以下四点:

1) 链路复用能力,HTTP协议最早设计时,选择了一问一答一连接的简单模式,这样对于有很多并发请求资源或连续交互的场景,链路建立的数量和时间成本就都增加了;

2) 异步并发请求的能力,HTTP协议最早的设计中,在拉取多个资源时,会对应并发多个HTTP链路(HTTP/1.1的Pipeline类似)时,服务端无法区分客户端请求的优先级,会按照先入先出(FIFO)的模式对外提供服务,这样可能会阻塞客户端一些重要优先资源的加载,而在链路复用的通道上,则提供了异步并发多个资源获取请求指令的能力,并且可以指定资源加载的优先级,比如CSS这样的关键资源可以比站点ICON之类次要资源优先加载,从而提升速度体验;

3) HTTP包头字段压缩(注:特指字段的合并删减,并非压缩算法之意)精简,HTTP协议中HEAD中字段多,冗余大,每次请求响应都会带上,在不少业务场景中,传递的有效数据尺寸远远小于HEAD的尺寸,带宽和时间成本都比较大,而且很浪费;

4) 服务器端具备PUSH能力,服务器可以主动向客户端发起通信向客户端推送数据;

HTTP/2由标准化组织来制定,是基于SPDY的试验成果开展的HTTP协议升级标准化工作,有兴趣了解详细情况可以参考HTTP/2的DRAFT文档。

其次是业务层的协议框架优化,它可以从三个方面考察,一是协议处理性能和稳定性好,包括诸如协议紧凑占用空间小,编码和解码时内存占用少CPU消耗小计算快等等,并且bad casae非常少;二是可扩展性好,向下兼容自不必说,向上兼容也并非不能;三是可维护性强,在协议定义、接口定义上,做到可读性强,把二进制协议以可读字符的形式展示,再通过预处理转化为源码级文件参与工程编译。可能会有同学强调协议调测时的可阅读、可理解,既然读懂01世界应该是程序员的基本修养,这一项可能就没那么重要了。

高效的业务层协议框架从分布式系统早期代表Corba的年代就有很多不错的实践项目,目前最流行的开源组件应属ProtoBuf,可以学习借鉴。

正所谓殊途同归、心有灵犀、不谋而合,英雄所见略同......,说来说去,高效协议的优化思路也都在链路复用、推拉结合、协议精简、包压缩等等奇技淫巧的范畴之内。

③ 协议精简

协议精简的目的就是减少无谓的数据传输,提升网络效能。俗话说“千里不捎针”,古人诚不我欺也。我们实践总结以下三点供参考:

1) 能不传的就不传。把需要的和希望有的数据都列出来,按照对待产品需求的态 度,先砍掉一半,再精简一半,估计就差不多了。另外,高效协议提供了比较好的扩展性,预留字段越少越好,移动互联网演化非常快,经常会发现前瞻的预留总是赶不上实际的需求;

2) 抽象公共数据。把各协议共性的属性数据抽象出来,封装在公共数据结构中, 即所谓包头一次就传一份,这个想法不新鲜,TCP/IP的设计者们早就身体力行了。除了带来数据冗余的降低外,还降低了维护和扩展的复杂度,一石二鸟,且抽且行;

3) 多用整数少用字符,数字比文字单纯,即简洁又清晰,还不需要担心英文不好被后继者BS;

4) 采用增量技术,通知变化的数据,让接收方处理差异,这是个很好的设计思想,实践中需要注意数据一致性的校验和保障机制,后面会有专门的细节讨论;

④ 协议合并

协议合并的目标是通过将多条交互指令归并在一个网络请求中,减少链路创建和数据往复,提升网络效能。把实战总结的六点提出来供参考:

1) 协议合并结合协议精简,效率翻番;

2) 协议合并的基础是业务模型的分析,在分类的基础上去做聚合。首先得区分出来缓急,把实时和异步的协议分类出来分别去合并;其次得区分出来轻重,协议请求或协议响应的数据规模(指压缩后),尽量确保在一个数据报文中可完成推拉;

3) 协议合并在包的封装上至少有两种选择,一是明文协议合并后统一打包(即压缩和解密);二是明文协议分别打包,最后汇总;前者效率高一些,在实战中用的也较普遍;后者为流式处理提供可能;

4) 协议合并对服务器的异步处理架构和处理性能提出了更高的要求,特别需要权衡网络交互效率和用户对后台处理返回响应期待之间的取舍;

5) 协议间有逻辑顺序关系时,要认真考虑设计是否合理或能否合并;

6) 重数据协议不要合并;

⑤ 增量技术

增量技术准确分类应该算是协议精简的一个部分,它与业务特点结合的非常紧密,值得单独讨论一下。增量技术在CS数据流交互比较大的时候有充分发挥的空间,因为这个技术会带来客户端和服务器计算、存储的架构复杂度,增加资源消耗,并且带来许多保障数据一致性的挑战,当然,我们可以设计的更轻巧,容许一些不一致。

我们用一个案例来看看增量技术的运用。

在应用分发市场产品中,都有一个重要功能,叫更新提醒。它的实现原理很简单,以Android设备为例,客户端把用户移动设备上安装的APP包名、APP名称、APP签名、APP版本号等信息发送到服务器,服务器根据这些信息在APP库中查找相应APP是否有更新并推送到客户端。这个过程非常简单,但如果用户手机上装了50个APP,网络上交互的数据流就非常客观了,即浪费流量和电量,又造成用户体验的缓慢,显得很笨重。

这个时候,增量技术就可以派上用场了,比如下面的方案:

1) 每个自然日24小时内,客户端选择一个时间(优先选择驻留在后台的时候)上报一次全量数据;

2) 在该自然日24小时的其它时间,客户端可以定时或在用户使用时发送增量数据,包括卸载、安装、更新升级等带来的变化;

3) 作为弱一致性的保障手段,客户端在收到更新提示信息后,根据提醒的APP列表对移动设备上实际安装和版本情况做一次核对;

4) 上述择机或定时的时间都可以由云端通过下发配置做到精细化控制;

⑥ 包压缩

前面精打细算完毕,终于轮到压缩算法上场了。选择什么算法,中间有哪些实战的总结,下面提出来一起探讨:

1) 压缩算法的选择,我们比较熟悉的压缩算法deflate、gzip、bzip2、LZO、Snappy、FastLZ等等,选择时需要综合考虑压缩率、内存和CPU的资源消耗、压缩速率、解压速率等多个纬度的指标,对于移动网络和移动设备而言,建议考虑使用gzip。另外需要注意的是,轻数据与重数据的压缩算法取舍有较大差异,不可一概而论;

2) 压缩和加密的先后秩序,一般而言,加密后的二进制数据流压缩率会低一些,建议先压缩再加密;

3) 注意一些协议组件、网络组件或数据本身是否已经做过压缩处理,要避免重复工作,不要造成性能和效率的下降。比如一些图片格式、视频或APK文件都有自己的压缩算法。说到这,问题又来了,如果应用层标准协议框架做了压缩,那么基于其上封装的业务层协议框架还需要压缩吗,压缩技术到底哪家强?这个问题真不好回答,考虑到HTTP/2这样的应用层标准协议框架定稿和普及尚需时日,建议在业务层协议框架中做压缩机制。或者追求完美,根据后端应用层标准协议框架响应是否支持压缩及在支持时的压缩算法如何等信息,动态安排,总的原则就是一个字:只选对的,不选贵的;

3.3. 强监控

可监方可控,我们在端云之间,要形成良好的关键运营数据的采集、汇总和分析机制,更需要设计云端可控的配置和指令下发机制。本篇重点讨论与主题网络方面相关关键指标的“监”和“控”。

以就快接入为例来探讨一下强监控能力的构建和使用。

1) 接入质量监控,客户端汇总接入调度FSM执行过程元信息以及业务请求响应结果的元信息,并由此根据网络类型不同、运营商不同、网络接入国家和省市不同分析接入成功率、业务请求成功率(还可细化按业务类型分类统计)、前述二者失败的原因归类、接入302重定向次数分布暨原因、接入和业务请求测速等;

2) 建设云端可控的日志染色机制,便于快速有针对性的定点排查问题;

3) 终端硬件、网络状态的相关参数采集汇总;

4) 建设云端可控的接入调度(比如接入IP列表等)和网络参数(比如连接超时、IO超时、任务超时、并发链接数、重试间隔、重试次数等)配置下发能力;

5) 服务器根据汇总数据,通过数据分析,结合服务器自身的监控机制,可以做到:

a. 支持细粒度的接入调度和网络参数的优化云控;

b. 支持服务器的部署策略优化;

c. 发现移动运营商存在的一些差异化问题比如URL劫持、网络设备超时配置不当等问题便于推动解决;

d. 发现分省市服务器服务质量的异常情况,可以动态云端调度用户访问或者降级服务,严重时可以及时提示客户端发出异常安抚通告,避免加剧服务器的负载导致雪崩。安民告示的快速呈现能力,考验了一个团队对可“控”理解的深度,我们在实践中,提供了三级措施来保障:第一级是服务器端通过协议或跳转URL下发的动态通告,这在非IDC公网故障且业务接入服务器正常可用时适用;第二级是预埋静态URL(可以是域名或IP形式,优先IP)拉取动态通告,适用其它故障,静态URL部署的IP地址最好同本业务系统隔离,避免因为业务服务所在IDC公网故障不可用时无法访问;第三级是客户端本地预埋的静态通告文案,内容会比较模糊和陈旧,仅作不时之需;

e. 支持异步任务的云端可配可控,比如下载类APP的下载时间、下载标的和下载条件约束(磁盘空间、移动设备电量、网络类型等)的差异化配置,通过错峰调度,达到削峰平谷并提升用户体验的效果;

特别需要注意的是,客户端数据报告一定要有数据筛选控制和信息过滤机制,涉及用户隐私的敏感信息和使用记录必须杜绝采样上报。在我们的日志染色机制中要特别注意,为了排查问题极可能把关键、敏感信息记录报告到后端,引入安全风险。

3.4. 多异步

经过前面不懈的努力,初步打造了一个比较好的技术根基,好马配好鞍,好车配风帆,怎么就把领先优势拱手送与特斯拉了。

用户欲壑难平,资源供不应求,靠“术”并无法优雅的解决。跳出来从产品角度去观察,还有些什么能够触动我们思考的深度呢。根据不同的需求和使用场景,用有损服务的价值观去权衡取舍,用完美的精神追求不完美,此乃道的层面。

所谓大道至简,完美之道,不在无可添加,而在无可删减。通过多异步和各类缓存机制,提供区分网络、区分业务场景下的差异化服务,是我们孜孜以求的大“道”。

下面通过一些实践案例的总结,来探索简洁优雅的弱联网体验改善之道(开始肆无忌惮的吹嘘了)。

① 【网络交互可否延后】

微博客户端某个版本启动时,从闪屏加载到timeline界面需要6秒+。这样的体验是无法接受的,与用户2秒以内的等待容忍度是背道而驰的。从技术角度去分析,很容易发现问题,诸如我们在启动时有10+个并发的网络请求(因为是HTTP短链接,意味着10+个并发的网络链接)、闪屏加载、主UI创建、本地配置加载、本地持久化数据加载至Cache等等程序行为,优化的目标很自然就集中在网络请求和本地配置、持久化数据加载上。

梳理并发网络请求,可以从以下三个方面考察:

1) 哪些请求是要求实时拉取的,比如timeline & 提及 & 私信的数字、身份校验;

2) 哪些请求是可以异步拉取的,比如timeline、用户Profile、云端配置、双向收听列表、闪屏配置、timeline分组列表、相册tag列表等;

3) 哪些请求是可以精简或合并的,比如timeline & 提及 & 私信的数字与身份校验合并;

此时,取舍就非常简单和清晰了,启动时1~2个网络请求足够应对。所做的仅仅是把一些请求延后发起,这是一种异步机制。

在移动APP里面还有大量类似的场景,比如用户更新了APP的某个设置项或者自己Profile的某个字段,是停在界面上转菊花等网络交互返回后再提示结果,亦或是把界面交互马上还给用户,延后异步向服务器提交用户请求,这里面的价值取向不同,“快”感也便不同。

② 【网络内容可否预先加载】

微博客户端在timeline刷新时,用户向上快速滑屏,到达一个逻辑分页(比如30条微博消息)时,有两个取舍,一是提前预加载下个分页内容并自动拼接,给用户无缝滑动的体验;二是等到用户滑动到达分页临界点时现场转菊花,卡不卡看当时的网络状况。实践中选择了方案一。用户在滑动浏览第一个逻辑分页时,APP就利用这个时间窗主动预先拉取下一个逻辑分页的内容,使得用户能享受一个顺畅的“刷”的体验。

所做的仅仅是把一个请求提前发起了,这也是一种异步机制。思考的要点是:

1) 预先加载的内容是用户预期的吗,预先加载和自动下载之间,失之毫厘谬以千里;

2) 预先加载的内容对用户移动设备的资源(比如流量、电量等)和后端服务器的资源(比如带宽、存储、CPU等)消耗要做好估算和判断,体贴和恶意之间,也就一步之遥;

3) 预先加载区分轻重数据,轻数据可以不区分网络状况,重数据考虑仅限优质网络下执行,最好这些策略云端可以控制;

4) 预先通过网络拉取加载或存储的过程中,不要打搅用户的正常使用;

在移动APP中,预加载有大量的实践,比较典型的就是升级提醒,大家都采用了先下载好升级包,再提示用户有新版本的策略,让你顺畅到底。

③ 【用户体验可否降级】

微博客户端在香港公共WIFI下刷新timeline总是失败,通过后台用户接入请求和响应日志分析,判断是香港IDC到香港公共WIFI的汇接口带宽窄、时延大,此时该如何应对。

从前面探讨的TCP/IP网络知识,可以知道,在一个窄带宽高时延网络中,吞吐量BDP必然很小,也就是说单位大小的数据传输所需的时间会很长。如果按照通常一次下发一个逻辑分页timeline数据的策略,那么从服务器到客户端传输,整个数据需要拆分成多个TCP数据报文,在缓慢的传输过程中,可能一个数据报文还未传输完成,客户端的链路就已经超时了。

如果在弱网络(需要在应用层有测速机制,类似TCP/IP的RTT机制,测速时机可以是拉取微博消息数字时)下,把逻辑分页的微博消息数由30调整为5会如何,如果方案成立,用户刷微博的体验是不是会下降,因为滑动一屏就要做一次网络交互,即便是配合预加载,也可能因为网络太慢,操控太快而又见菊花。外团在香港实测了这个版本,感叹,终于可以刷了。

在饥渴难耐和美酒佳肴之间,似乎还有很多不同层级的体验。聊胜于无,这个词很精准的表述了服务分层,降级取舍的重要性。思考的要点是:

1) 产品的核心体验是什么,即用户最在乎的是什么,在做宏观分层设计时要充分保障核心体验;

2) 每个产品交互界面中,什么数据是无法容忍短时间不一致的,即什么是用户不能容忍的错误,在做微观分层设计时要充分考虑正确性;

3) 在宏观和微观分层的基础上,开始设想在什么条件下,可以有什么样的降级取舍,来保障可用,保障爽快的体验;

4) 分层不宜太多太细,大部分产品和场景,3层足矣;

在移动弱网络条件下,处处可见降级取舍的案例。比如网络条件不佳时,降低拉取缩略图的规格,甚至干脆不自动拉取缩略图等等,分层由心,降级有意。

④ 【端和云孰轻孰重】

移动APP时代,绝对的轻端重云或者轻云重端都是不可取的,只有端云有机的配合,才能在一个受限的网络通道上做出更好的用户体验。正所谓东家之子,胖瘦有致。

比如移动网游APP,如取向选择轻端重云,那么玩家的战斗计算就会大量的通过网络递交给服务器处理并返回,卡顿家常便饭,操控感尽失。

比如微博客户端,如果取向选择重端轻云,微博timeline所有的消息都拉取元数据(比如微博正文包括文字、各类URL、话题、标签、@、消息的父子关系、消息中用户profile、关系链等等),由客户端实时计算拼装,不但客户端用户需要消耗大量流量计算量,而且给后端服务器带来巨大的带宽成本和计算压力,如果过程中网络状况不佳,还会非常卡顿。

通过实践总结,端和云孰轻孰重,取舍的关键是在数据计算规模可控和数据安全有保障的前提下:

1) 减少网络往复,要快;

2) 减少网络流量,要轻;

端云有机结合,可以很好的演绎机制与策略分离的设计思想,从而使系统具备足够的柔韧性。

不得不再次特别提到的一点是,缓存技术是异步化的基础,它渗透在性能和体验提升的方方面面,从持久化的DB、文件,到短周期的内存数据结构,从业务逻辑数据,到TCP/IP协议栈,它无所不在。缓存涉及到数据结构组织和算法效能(耗时、命中率、内存使用率等)、持久化和启动加载、更新、淘汰、清理方案等,有机会我们可以展开做专题的介绍。牢记一个字,缓存是让用户爽到极致的利器,但千万别留下垃圾。

提倡多异步,实际上是要求团队认真审视产品的核心能力是什么,深入思考和发现什么是用户最关心的核心体验,把有限的资源聚焦在它们身上。通过考察用户使用产品时的心理模型,体验和还原用户使用场景,用追求完美的精神探索不完美之道。

互联网服务核心价值观之一“不要我等”,在移动互联网时代仍应奉为圭臬,如何面对新的挑战,需要更多的学习、思考、实践和总结,这篇文章即是对过去实践的总结,亦作为面对未来挑战的思考基点。

老子曰过:上士闻道,勤而行之;中士闻道,若存若亡;下士闻道,大笑之。不笑不足以为道。求求你了,笑一个。

知易行难,故知行合一似(jiu)为扯蛋,那么我们就且扯且珍惜吧。

原文链接:https://cloud.tencent.com/developer/article/1005365

原文发布于微信公众号 - IT技术精选文摘(ITHK01)

原文发表时间:2018-05-28

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