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1、kcp 的协议特点

1.1、RTO 不翻倍

RTO(Retransmission TimeOut)，重传超时时间。tcp x 2，kcp x 1.5，提高传输速度

1.2、选择重传
TCP丢包时会全部重传从该包开始以后的数据，而KCP选择性重传，只重传真正丢失的数据包。

1.3、快速重传
tcp 重传模式

   超时重传：超过规定的时间 RTO 则重传
   快速重传：收到三个冗余ACK，不去等待RTO ，直接重传
   这里指的是收到fastresend个失序报文后，不等待超时，直接重传，减少丢包等待时间。

1.4、非延迟 ACK
tcp 为充分利用带宽，延迟发送 ACK，RTT 时间较大，延长了丢包时的判断过程。而 kcp 的 ACK 是否延迟发送可以调节。

1.5、ACK + UNA
ARQ （自动重传请求，Automatic Repeat-reQuest）模型响应有两种方式

UNA：此编号前所有包已收到，tcp
ACK：该编号包已收到
只用 UNA 将导致全部重传，只用 ACK 则丢失成本太高，以往协议都是二选其一。而 kcp 协议中，除去单独的 ACK 包（精确）外，所有包都有 UNA 信息。

1.6、非退让流控
KCP正常模式同TCP一样使用公平退让法则，即发送窗口大小由：发送缓存大小、接收端剩余接收缓存大小、丢包退让、慢启动这四要素决定。但传送及时性要求很高的小数据时，可选择仅用前两项来控制发送频率。以牺牲部分公平性及带宽利用率之代价，换取了流畅传输的效果。

KCP 实时性好，但带宽利用率较低，因为

非退让流控，不断尝试发送数据，有效包不多
每个包应答，占用一定的带宽

2.kcp 实现

UDP收到的报文通过kcp_input传递给KCP，KCP会对数据进行解包，重新封装成应用层用户数据，应用层通过kcp_recv获取。应用层通过kcp_send发送数据，KCP会把用户数据拆分kcp报文，通过kcp_output，以UDP(send)的方式发送。

 

2.1、kcp 数据结构

kcp 报文结构：

conv：会话编号，通信双方必须一致。
cmd：报文类型
IKCP_CMD_ACK 确认命令
IKCP_CMD_PUSH 数据推送命令
IKCP_CMD_WASK 接收窗口询问大小命令
IKCP_CMD_WINS 接收窗口大小告知命令
wnd: 己方可用接收窗口大小，接收窗口大小 - 接收队列大小
frg：segmen t分片。0，最后一个分片。3 2 1 0
sn：segment 报文的序列号。
ts：发送时间戳，用于计算RTO和RTT
una：待接收的序列号，其实确认号，表示该序列号之前的所有报文都收到了，可以删除
len：数据长度，DATA的长度
DATA: 用户数据

kcp 使用的 Segment 定义如下

struct IKCPSEG
{struct IQUEUEHEAD node;	// 用来串接多个 KCP segment，即前向后向指针IUINT32 conv;   // 会话编号IUINT32 cmd;    // 报文类型IUINT32 frg;    // 分片   IUINT32 wnd;    // 可用接收窗口大小(接收窗口大小-接收队列大小)IUINT32 ts;     // 发送时刻的时间戳IUINT32 sn;     // 分片 segment 的序号IUINT32 una;    // 待接收消息序号IUINT32 len;    // 数据长度IUINT32 resendts;	// 下次超时重传该报文的时间戳IUINT32 rto;	    // 重传超时时间//发送端在发送过程中携带着RTO，该发送端会启动一个定时器，进行定时，如果超过RTO就会重传IUINT32 fastack;    // 收到ack时该分片被跳过的次数，用于快速重传IUINT32 xmit;       // 记录了该报文被传输了几次char data[1];		// 实际传输的数据 payload
};

每一个 KCP 用户都需要调用 ikcp_create 创建一个 kcp 控制块 ikcpcb。ikcpcb 结构用来实现整个 KCP 协议。

struct IKCPCB
{IUINT32 conv;   // 标识会话IUINT32 mtu;    // 最大传输单元,默认数据为1400,最小为50IUINT32 mss;    // 最大分片大小,不大于mtuIUINT32 state;  // 连接状态(0xffffffff表示断开连接)IUINT32 snd_una;    // 第一个未确认的包IUINT32 snd_nxt;    // 下一个待分配包的序号IUINT32 rcv_nxt;    // 待接收消息序号.为了保证包的顺序,接收方会维护一个接收窗口,接收窗口有一个起始序号rcv_nxt 以及尾序号rcv_nxt + rcv_wnd(接收窗口大小)IUINT32 ts_recent;  IUINT32 ts_lastack;IUINT32 ssthresh;       // 拥塞窗口的阈值IINT32  rx_rttval;      // RTT的变化量,代表连接的抖动情况IINT32  rx_srtt;        // smoothed round trip time，平滑后的RTT；IINT32  rx_rto;         // 收ACK接收延迟计算出来的重传超时时间IINT32  rx_minrto;      // 最小重传超时时间IUINT32 snd_wnd;        // 发送窗口大小IUINT32 rcv_wnd;        // 接收窗口大小，本质上而言如果接收端一直不去读取数据则rcv_queue就会满(达到rcv_wnd)IUINT32 rmt_wnd;        // 远端接收窗口大小IUINT32 cwnd;           // 拥塞窗口大小, 动态变化IUINT32 probe;          // 探查变量, IKCP_ASK_TELL表示告知远端窗口大小。IKCP_ASK_SEND表示请求远端告知窗口大小；IUINT32 current;IUINT32 interval;       // 内部flush刷新间隔，对系统循环效率有非常重要影响, 间隔小了cpu占用率高, 间隔大了响应慢IUINT32 ts_flush;       // 下次flush刷新的时间戳IUINT32 xmit;           // 发送segment的次数, 当segment的xmit增加时，xmit增加(重传除外)IUINT32 nrcv_buf;       // 接收缓存中的消息数量IUINT32 nsnd_buf;       // 发送缓存中的消息数量IUINT32 nrcv_que;       // 接收队列中消息数量IUINT32 nsnd_que;       // 发送队列中消息数量IUINT32 nodelay;        // 是否启动无延迟模式。无延迟模式rtomin将设置为0，拥塞控制不启动；IUINT32 updated;         //是否调用过update函数的标识；IUINT32 ts_probe;       // 下次探查窗口的时间戳；IUINT32 probe_wait;     // 探查窗口需要等待的时间；IUINT32 dead_link;      // 最大重传次数，被认为连接中断；IUINT32 incr;           // 可发送的最大数据量；struct IQUEUEHEAD snd_queue;    //发送消息的队列 struct IQUEUEHEAD rcv_queue;    //接收消息的队列, 确认过用户可读取struct IQUEUEHEAD snd_buf;      //发送消息的缓存struct IQUEUEHEAD rcv_buf;      //接收消息的缓存IUINT32 *acklist;   //待发送的ack的列表 当收到一个数据报文时，将其对应的 ACK 报文的 sn 号以及时间戳 ts //同时加入到acklist 中，即形成如 [sn1, ts1, sn2, ts2 …] 的列表IUINT32 ackcount;   // 记录 acklist 中存放的 ACK 报文的数量 IUINT32 ackblock;   // acklist 数组的可用长度，当 acklist 的容量不足时，需要进行扩容void *user;     // 指针，可以任意放置代表用户的数据，也可以设置程序中需要传递的变量；char *buffer;   // 存储字节流信息 int fastresend; // 触发快速重传的重复ACK个数；int fastlimit;int nocwnd;     // 取消拥塞控制int stream;     // 是否采用流传输模式int logmask;    // 日志的类型，如IKCP_LOG_IN_DATA，方便调试int (*output)(const char *buf, int len, struct IKCPCB *kcp, void *user);//发送消息的回调函数void (*writelog)(const char *log, struct IKCPCB *kcp, void *user);  // 写日志的回调函数
};

2.2、kcp 报文发送

KCP 中，数据发送流程分为：

• 上层应用调用 ikcp_send 将数据写入 snd_queue
• 下层函数 ikcp_flush 决定将多少数据从 snd_queue 移动到 snd_buf，进行发送

 

ikcp_send 

 ikcp_send

ikcp_send 的功能：把用户发送的数据根据MSS分片成KCP的数据包格式，插入待发送队列

分片方式

流模式：检测每个发送队列⾥的分片是否达到 MSS，没有达到则用新的数据填充分片。
消息模式：将用户数据的每个分片设置 sn 和 frag，将分片后的数据存入发送队列，接收方通过 sn 和 frag 解包。即使⼀个分片的数据量可能不能达到MSS，也会作为⼀个包发送出去。
 

int ikcp_send(ikcpcb *kcp, const char *buffer, int len) 
{// 1、如果KCP开启流模式if (kcp->stream != 0) {		if (!iqueue_is_empty(&kcp->snd_queue)) {// 取出 snd_queue 中的最后一个报文，将其填充到 mss 的长度，设置frg为0IKCPSEG *old = iqueue_entry(kcp->snd_queue.prev, IKCPSEG, node);// 旧分片内数据长度小于mssif (old->len < kcp->mss) {int capacity = kcp->mss - old->len; // 还能容纳的数据长度int extend = (len < capacity)? len : capacity; // 需要填充的长度seg = ikcp_segment_new(kcp, old->len + extend); // 新建segmentassert(seg);if (seg == NULL) {return -2;}// 新分片添加到发送队列尾部iqueue_add_tail(&seg->node, &kcp->snd_queue);   // 拷贝旧分片的数据到新分片memcpy(seg->data, old->data, old->len); // 将buffer中的数据也拷贝到新分片if (buffer) {memcpy(seg->data + old->len, buffer, extend);buffer += extend; // buffer指向剩余数据的开头}seg->len = old->len + extend;seg->frg = 0;len -= extend; // 更新len为剩余数据长度iqueue_del_init(&old->node); // 删除oldikcp_segment_delete(kcp, old);}}if (len <= 0) {return 0;}}// 2、计算数据需要分成多少段报文if (len <= (int)kcp->mss) count = 1; // mss 1376 + head 24 = mtu 1400else count = (len + kcp->mss - 1) / kcp->mss;if (count >= (int)IKCP_WND_RCV) return -2;  // 超过对方的初始接收窗口if (count == 0) count = 1;  // fragment// 3、将数据全部新建 segment 插入发送队列尾部，队列计数递增, frag 递减for (i = 0; i < count; i++) {int size = len > (int)kcp->mss ? (int)kcp->mss : len;seg = ikcp_segment_new(kcp, size);assert(seg);if (seg == NULL) {return -2;}if (buffer && len > 0) { // 仍有待发送的数据memcpy(seg->data, buffer, size);}seg->len = size;// 分片编号，逆序。流模式情况下分片编号不用填写seg->frg = (kcp->stream == 0)? (count - i - 1) : 0;iqueue_init(&seg->node);iqueue_add_tail(&seg->node, &kcp->snd_queue); // 加入到 snd_queue 中kcp->nsnd_que++;if (buffer) {buffer += size;}len -= size;}
}

 应用层调用 ikcp_send 之后将用户数据置入 snd_queue 中，当 KCP 调用 ikcp_flush 时才将数据从 snd_queue 中 移入到 snd_buf 中，然后调用 kcp->output() 发送。

检查 kcp->update 是否更新，未更新直接返回。kcp->update 由 ikcp_update 更新，上层应用需要每隔一段时间（10-100ms）调用 ikcp_update 来驱动 KCP 发送数据；

// 'ikcp_update' haven't been called. 
if (kcp->updated == 0) return;

准备将 acklist 中记录的 ACK 报文发送出去，即从 acklist 中填充 ACK 报文的 sn 和 ts 字段；

// flush acknowledges
// 逐一获取 acklist 中的 sn 和 ts，编码成 segment，以流的方式凑够 MTU 发送
count = kcp->ackcount;		// 需要应答的分片数量
for (i = 0; i < count; i++) {size = (int)(ptr - buffer);// 超过 MTU 大小直接发送if (size + (int)IKCP_OVERHEAD > (int)kcp->mtu) {ikcp_output(kcp, buffer, size);ptr = buffer; // 新建分片}ikcp_ack_get(kcp, i, &seg.sn, &seg.ts); // 应答包ptr = ikcp_encode_seg(ptr, &seg);       // 编码segment协议头
}kcp->ackcount = 0; 

检查当前是否需要对远端窗口进行探测。由于 KCP 流量控制依赖于远端通知其可接受窗口的大小，一旦远端接受窗口 kcp->rmt_wnd 为0，那么本地将不会再向远端发送数据，因此就没有机会从远端接受 ACK 报文，从而没有机会更新远端窗口大小。在这种情况下，KCP 需要发送窗口探测报文到远端，待远端回复窗口大小后，后续传输可以继续：
 

// probe window size (if remote window size equals zero)
// 1、远端窗口大小为0，需要发送窗口探测报文
if (kcp->rmt_wnd == 0) {// 初始化探测间隔和下一次探测时间if (kcp->probe_wait == 0) { kcp->probe_wait = IKCP_PROBE_INIT;  // 默认7秒探测kcp->ts_probe = kcp->current + kcp->probe_wait; // 下一次探测时间}	else {//远端窗口为0，发送过探测请求，但是已经超过下次探测的时间  // 检测是否到了探测时间if (_itimediff(kcp->current, kcp->ts_probe) >= 0) { // 更新探测间隔probe_waitif (kcp->probe_wait < IKCP_PROBE_INIT) kcp->probe_wait = IKCP_PROBE_INIT;kcp->probe_wait += kcp->probe_wait / 2;if (kcp->probe_wait > IKCP_PROBE_LIMIT)kcp->probe_wait = IKCP_PROBE_LIMIT;// 更新下次探测时间ts_probekcp->ts_probe = kcp->current + kcp->probe_wait;// 更新探测变量probe为IKCP_ASK_SEND，发送探测消息 kcp->probe |= IKCP_ASK_SEND;}}
}	
// 2、远端窗口正常，则不需要发送窗口探测  
else {kcp->ts_probe = 0;	// 更新下次探测时间为0kcp->probe_wait = 0; // 更新探测窗口等待时间为0
}

 将窗口探测报文和窗口回复报文发送出去

// flush window probing commands
if (kcp->probe & IKCP_ASK_SEND) {seg.cmd = IKCP_CMD_WASK;	// 窗口探测[询问对方窗口size]size = (int)(ptr - buffer);if (size + (int)IKCP_OVERHEAD > (int)kcp->mtu) {ikcp_output(kcp, buffer, size);ptr = buffer;}ptr = ikcp_encode_seg(ptr, &seg);
}// flush window probing commands
if (kcp->probe & IKCP_ASK_TELL) {seg.cmd = IKCP_CMD_WINS;	// 窗口告知[告诉对方我方窗口size]size = (int)(ptr - buffer);if (size + (int)IKCP_OVERHEAD > (int)kcp->mtu) {ikcp_output(kcp, buffer, size);ptr = buffer;}ptr = ikcp_encode_seg(ptr, &seg);
}kcp->probe = 0;	//清空标识

 计算本次发送可用的窗口大小，这里 KCP 采用了可以配置的策略，正常情况下，KCP 的窗口大小由发送窗口 snd_wnd，远端接收窗口 rmt_wnd 以及根据流控计算得到的 kcp->cwnd 共同决定；但是当开启了 nocwnd 模式时，窗口大小仅由前两者决定；

// calculate window size 
// 若没有流控，取发送窗口和远端接收窗口最小值
cwnd = _imin_(kcp->snd_wnd, kcp->rmt_wnd);      
// 若存在流控，则取当前拥塞窗口、发送窗口和远端接收窗口三者最小值
if (kcp->nocwnd == 0) cwnd = _imin_(kcp->cwnd, cwnd);  

 将缓存在 snd_queue 中的数据移到 snd_buf 中等待发送

// move data from snd_queue to snd_buf
// 从snd_queue移动到snd_buf的数量不能超出对方的接收能力，发送符合拥塞范围的分片
while (_itimediff(kcp->snd_nxt, kcp->snd_una + cwnd) < 0) {IKCPSEG *newseg;if (iqueue_is_empty(&kcp->snd_queue)) break;newseg = iqueue_entry(kcp->snd_queue.next, IKCPSEG, node);iqueue_del(&newseg->node);iqueue_add_tail(&newseg->node, &kcp->snd_buf); // 添加到发送缓存kcp->nsnd_que--;kcp->nsnd_buf++;//设置数据分片的属性newseg->conv = kcp->conv;newseg->cmd = IKCP_CMD_PUSH;newseg->wnd = seg.wnd;	// 告知对方当前的接收窗口newseg->ts = current;	// 当前时间newseg->sn = kcp->snd_nxt++;	// 序号newseg->una = kcp->rcv_nxt;		// 告诉对方可以发送的下一个包序号newseg->resendts = current;		// 当前发送的时间newseg->rto = kcp->rx_rto;		// 超时重传的时间newseg->fastack = 0;			// 是否快速重传newseg->xmit = 0;				// 重传次数
}

 在发送数据之前，先设置快重传的次数和重传间隔；KCP 允许设置快重传的次数，即 fastresend 参数。例如设置 fastresend 为2，并且发送端发送了1,2,3,4,5几个包，收到远端的ACK: 1, 3, 4, 5，当收到ACK3时，KCP知道2被跳过1次，收到ACK4时，知道2被**“跳过”**了2次，此时可以认为2号丢失，不用等超时，直接重传2号包；每个报文的 fastack 记录了该报文被跳过了几次，由函数 ikcp_parse_fastack 更新。于此同时，KCP 也允许设置 nodelay 参数，当激活该参数时，每个报文的超时重传时间将由 x2 变为 x1.5，即加快报文重传：

// calculate resent 
// 是否设置快重传次数
resent = (kcp->fastresend > 0)? (IUINT32)kcp->fastresend : 0xffffffff; 
// 是否开启nodelay
rtomin = (kcp->nodelay == 0)? (kcp->rx_rto >> 3) : 0;

将 snd_buf 中的数据发送出去

// flush data segments
// 发送snd buf的分片，只要数据还在snd_buf 说明对方还没有应答
// 1、新的报文，正常发送
// 2、超时重传
// 3、快速重传（如果有）
for (p = kcp->snd_buf.next; p != &kcp->snd_buf; p = p->next) {IKCPSEG *segment = iqueue_entry(p, IKCPSEG, node);int needsend = 0;// 1、如果该报文是第一次传输，那么直接发送if (segment->xmit == 0) {   needsend = 1;segment->xmit++; // 分片发送次数 + 1segment->rto = kcp->rx_rto; // 超时时间间隔segment->resendts = current + segment->rto + rtomin; // 下一次要发送的时间}// 2、当前时间达到了该报文的重传时间，但并没有新的ack到达，出现丢包, 重传  else if (_itimediff(current, segment->resendts) >= 0) { needsend = 1;segment->xmit++;kcp->xmit++;// 根据 nodelay 参数更新重传时间if (kcp->nodelay == 0) {segment->rto += _imax_(segment->rto, (IUINT32)kcp->rx_rto);} else {IINT32 step = (kcp->nodelay < 2)? ((IINT32)(segment->rto)) : kcp->rx_rto;segment->rto += step / 2; //报文超时等待时间更新，控制RTO=1.5 }segment->resendts = current + segment->rto;	//下一次发送的时间lost = 1;	// 丢包，反应到拥塞控制策略去了}// 3、该报文的的被跳过次数超过设置的快速重传次数，需要重传  else if (segment->fastack >= resent) {  if ((int)segment->xmit <= kcp->fastlimit || kcp->fastlimit <= 0) {needsend = 1;segment->xmit++;segment->fastack = 0;  // 重置该分片被跳过的次数segment->resendts = current + segment->rto;change++;	// 标识快速重传的发生}}// 需要发送数据if (needsend) {int need;segment->ts = current;segment->wnd = seg.wnd; // 己方可用接收窗口大小segment->una = kcp->rcv_nxt;   // 待接收的下一个包序号size = (int)(ptr - buffer);need = IKCP_OVERHEAD + segment->len;// 小包封装成大包发送if (size + need > (int)kcp->mtu) {		ikcp_output(kcp, buffer, size);ptr = buffer;}// 把segment封装成线性buffer发送 头部+数据ptr = ikcp_encode_seg(ptr, segment);    if (segment->len > 0) {memcpy(ptr, segment->data, segment->len);ptr += segment->len;}if (segment->xmit >= kcp->dead_link) {kcp->state = (IUINT32)-1;}}
}// flash remain segments
size = (int)(ptr - buffer);	// 剩余的数据
// 最终只要有数据要发送，一定发出去
if (size > 0) {ikcp_output(kcp, buffer, size);	
}

 根据设置的 lost 和 change 更新窗口大小；注意 快重传和丢包时的窗口更新算法不一致，这一点类似于 TCP 协议的拥塞控制和快恢复算法

// update ssthresh
//如果发生了快速重传，拥塞窗口阈值降低为当前未确认包数量的一半或最小值 
if (change) {   IUINT32 inflight = kcp->snd_nxt - kcp->snd_una;kcp->ssthresh = inflight / 2;if (kcp->ssthresh < IKCP_THRESH_MIN)kcp->ssthresh = IKCP_THRESH_MIN;kcp->cwnd = kcp->ssthresh + resent;	// 动态调整拥塞控制窗口kcp->incr = kcp->cwnd * kcp->mss;
}
// 如果发生了丢包，阈值减半, cwd 窗口保留为 1
if (lost) {     kcp->ssthresh = cwnd / 2;if (kcp->ssthresh < IKCP_THRESH_MIN)kcp->ssthresh = IKCP_THRESH_MIN;kcp->cwnd = 1;  // 动态调整拥塞控制窗口 kcp->incr = kcp->mss;
}if (kcp->cwnd < 1) {kcp->cwnd = 1;  kcp->incr = kcp->mss;
}

2.3、kcp 报文接收

ikcp_recv
应用层接收函数为 ikcp_recv，主要做三件事

读取组好包的数据 rcv_queue -> 用户 buffer
将接收缓存 rcv_buf 的分片转移到接收队列 rcv_queue
如果有接收空间则将 kcp->probe |= IKCP_ASK_TELL ; 以在update的时候告知对方可以发送数据了。
首先检测一下本次接收数据之后，是否需要进行窗口恢复。在前面的内容中解释过，KCP 协议在远端窗口为0的时候将会停止发送数据，此时如果远端调用 ikcp_recv 将数据从 rcv_queue 中移动到应用层 buffer 中之后，表明其可以再次接受数据，为了能够恢复数据的发送，远端可以主动发送 IKCP_ASK_TELL 来告知窗口大小；
 

if (kcp->nrcv_que >= kcp->rcv_wnd)recover = 1;  // 标记可以开始窗口恢复

开始将 rcv_queue 中的数据根据分片编号 frg merge 起来，然后拷贝到用户的 buffer 中。

// merge fragment   
// 将属于同一个消息的各分片重组完整数据，并删除rcv_queue中segment，nrcv_que减少 
// 经过 ikcp_send 发送的数据会进行分片，分片编号为倒序序号，因此frg为0的数据包标记着完整接收到了一次 send 发送过来的数据
for (len = 0, p = kcp->rcv_queue.next; p != &kcp->rcv_queue; ) {int fragment;seg = iqueue_entry(p, IKCPSEG, node);p = p->next;if (buffer) {memcpy(buffer, seg->data, seg->len); // 把queue的数据就放入用户bufferbuffer += seg->len;}len += seg->len;fragment = seg->frg;if (ikcp_canlog(kcp, IKCP_LOG_RECV)) {ikcp_log(kcp, IKCP_LOG_RECV, "recv sn=%lu", (unsigned long)seg->sn);}if (ispeek == 0) {iqueue_del(&seg->node);ikcp_segment_delete(kcp, seg);  // 删除节点kcp->nrcv_que--;    // nrcv_que接收队列-1}// frg = 0，完整的数据接收到, 本次数据接收结束if (fragment == 0) 	// break;
}

 下一步将 rcv_buf 中的数据转移到 rcv_queue 中，这个过程根据报文的 sn 编号来确保转移到 rcv_queue 中的数据一定是按序的：

// move available data from rcv_buf -> rcv_queue
// 将 rcv_buf 中的数据转移到 rev_queue 
// 根据报文的sn来确保转移到 rcv_queue 中的数据一定是按序的
while (! iqueue_is_empty(&kcp->rcv_buf)) {seg = iqueue_entry(kcp->rcv_buf.next, IKCPSEG, node);// 1、根据 sn 确保数据是按序转移到 rcv_queue 中// 2、接收队列nrcv_que < 接收窗口rcv_wnd; if (seg->sn == kcp->rcv_nxt && kcp->nrcv_que < kcp->rcv_wnd) {iqueue_del(&seg->node);kcp->nrcv_buf--;iqueue_add_tail(&seg->node, &kcp->rcv_queue);kcp->nrcv_que++;    // 接收队列 有多少个分片 + 1kcp->rcv_nxt++;     // 接收序号 + 1} else {break;}
}

 最后进行窗口恢复。此时如果 recover 标记为1，表明在此次接收之前，可用接收窗口为0，如果经过本次接收之后，可用窗口大于0，将主动发送 IKCP_ASK_TELL 数据包来通知对方已可以接收数据：

// fast recover 
// nrcv_que小于rcv_wnd, 说明接收端有空间继续接收数据了
if (kcp->nrcv_que < kcp->rcv_wnd && recover) {// ready to send back IKCP_CMD_WINS in ikcp_flush// tell remote my window sizekcp->probe |= IKCP_ASK_TELL;
}

 kcp_input

 

ikcp_recv 仅为上层调用的接口，KCP 协议需要从底层接受数据到 rcv_buf 中，这是通过函数 ikcp_input 实现。ikcp_input 中的所有功能都在一个外层的循环中实现：

首先将接收到的数据包进行解码，并进行基本的数据包长度和类型校验；KCP 协议只会接收到前文中所介绍的四种数据包；

调用 ikcp_parse_una 来确定已经发送的数据包有哪些被对方接收到。KCP 中所有的报文类型均带有 una 信息。发送端发送的数据都会缓存在 snd_buf 中，直到接收到对方确认信息之后才会删除。当接收到 una 信息后，表明 sn 小于 una 的数据包都已经被对方接收到，因此可以直接从 snd_buf 中删除。同时调用 ikcp_shrink_buf 来更新 KCP 控制块的 snd_una 数值。

// 删除小于snd_buf中小于una的segment
ikcp_parse_una(kcp, una);       
// 更新snd_una为snd_buf中seg->sn或kcp->snd_nxt ，更新下一个待应答的序号
ikcp_shrink_buf(kcp);     

处理 IKCP_CMD_ACK 报文

if (cmd == IKCP_CMD_ACK) {if (_itimediff(kcp->current, ts) >= 0) { // 根据应答判断rtt//更新rx_srtt，rx_rttval，计算kcp->rx_rtoikcp_update_ack(kcp, _itimediff(kcp->current, ts));}//遍历snd_buf中（snd_una, snd_nxt），将sn相等的删除，直到大于sn  ikcp_parse_ack(kcp, sn);    // 将已经ack的分片删除ikcp_shrink_buf(kcp);       // 更新控制块的 snd_unaif (flag == 0) {flag = 1;       //快速重传标记maxack = sn;    // 记录最大的 ACK 编号latest_ts = ts;}	else {if (_itimediff(sn, maxack) > 0) {maxack = sn;        // 记录最大的 ACK 编号 latest_ts = ts;}}

处理 IKCP_CMD_PUSH 报文

else if (cmd == IKCP_CMD_PUSH) {	//接收到具体的数据包if (_itimediff(sn, kcp->rcv_nxt + kcp->rcv_wnd) < 0) {// 对该报文的确认 ACK 报文放入 ack 列表中ikcp_ack_push(kcp, sn, ts);//  判断接收的数据分片编号是否符合要求，即：在接收窗口（滑动窗口）范围之内if (_itimediff(sn, kcp->rcv_nxt) >= 0) {    // 是要接受起始的序号seg = ikcp_segment_new(kcp, len);seg->conv = conv;seg->cmd = cmd;seg->frg = frg;seg->wnd = wnd;seg->ts = ts;seg->sn = sn;seg->una = una;seg->len = len;if (len > 0) {memcpy(seg->data, data, len);}// 将该报文插入到 rcv_buf 链表中ikcp_parse_data(kcp, seg);  }}
}

对于接收到的 IKCP_CMD_WASK 报文，直接标记下次将发送窗口通知报文；而对于报文 IKCP_CMD_WINS 无需做任何特殊操作;

else if (cmd == IKCP_CMD_WASK) {		// ready to send back IKCP_CMD_WINS in ikcp_flush // tell remote my window size // 如果是探测包，添加相应的标识位kcp->probe |= IKCP_ASK_TELL;        
}
else if (cmd == IKCP_CMD_WINS) {// do nothing，如果是 tell me 远端窗口大小，什么都不做
}

据记录的最大的 ACK 编号 maxack 来更新 snd_buf 中的报文的 fastack，这个过程在介绍 ikcp_flush 中提到过，对于 fastack 大于设置的 resend 参数时，将立马进行快重传；

最后，根据接收到报文的 una 和 KCP 控制块的 una 参数进行流控；