TCP 的那些事兒（2）

這篇文章是下篇，因此若是你對TCP不熟悉的話，還請你先看看上篇《TCP的那些事兒（1）》 上篇中，咱們介紹了TCP的協議頭、狀態機、數據重傳中的東西。可是TCP要解決一個很大的事，那就是要在一個網絡根據不一樣的狀況來動態調整本身的發包的速度，小則讓本身的鏈接更穩定，大則讓整個網絡更穩定。在你閱讀下篇以前，你須要作好準備，本篇文章有好些算法和策略，可能會引起你的各類思考，讓你的大腦分配不少內存和計算資源，因此，不適合在廁所中閱讀。

TCP的RTT算法

從前面的TCP重傳機制咱們知道Timeout的設置對於重傳很是重要。

• 設長了，重發就慢，丟了老半天才重發，沒有效率，性能差；

• 設短了，會致使可能並無丟就重發。因而重發的就快，會增長網絡擁塞，致使更多的超時，更多的超時致使更多的重發。

並且，這個超時時間在不一樣的網絡的狀況下，根本沒有辦法設置一個死的值。只能動態地設置。 爲了動態地設置，TCP引入了RTT——Round Trip Time，也就是一個數據包從發出去到回來的時間。這樣發送端就大約知道須要多少的時間，從而能夠方便地設置Timeout——RTO（Retransmission TimeOut），以讓咱們的重傳機制更高效。 聽起來彷佛很簡單，好像就是在發送端發包時記下t0，而後接收端再把這個ack回來時再記一個t1，因而RTT = t1 – t0。沒那麼簡單，這只是一個採樣，不能表明廣泛狀況。

經典算法

RFC793 中定義的經典算法是這樣的：

1）首先，先採樣RTT，記下最近好幾回的RTT值。

2）而後作平滑計算SRTT（ Smoothed RTT）。公式爲：（其中的 α 取值在0.8 到 0.9之間，這個算法英文叫Exponential weighted moving average，中文叫：加權移動平均）

SRTT = ( α * SRTT ) + ((1- α) * RTT)

3）開始計算RTO。公式以下：

RTO = min [ UBOUND,  max [ LBOUND,   (β * SRTT) ]  ]

其中：

• UBOUND是最大的timeout時間，上限值

• LBOUND是最小的timeout時間，下限值

• β 值通常在1.3到2.0之間。

Karn / Partridge 算法

可是上面的這個算法在重傳的時候會出有一個終極問題——你是用第一次發數據的時間和ack回來的時間作RTT樣本值，仍是用重傳的時間和ACK回來的時間作RTT樣本值？

這個問題不管你選那頭都是按下葫蘆起了瓢。 以下圖所示：

• 狀況（a）是ack沒回來，因此重傳。若是你計算第一次發送和ACK的時間，那麼，明顯算大了。

• 狀況（b）是ack回來慢了，可是致使了重傳，但剛重傳不一下子，以前ACK就回來了。若是你是算重傳的時間和ACK回來的時間的差，就會算短了。

因此1987年的時候，搞了一個叫Karn / Partridge Algorithm，這個算法的最大特色是——忽略重傳，不把重傳的RTT作採樣（你看，你不須要去解決不存在的問題）。

可是，這樣一來，又會引起一個大BUG——若是在某一時間，網絡閃動，忽然變慢了，產生了比較大的延時，這個延時致使要重轉全部的包（由於以前的RTO很小），因而，由於重轉的不算，因此，RTO就不會被更新，這是一個災難。 因而Karn算法用了一個取巧的方式——只要一發生重傳，就對現有的RTO值翻倍（這就是所謂的 Exponential backoff），很明顯，這種死規矩對於一個須要估計比較準確的RTT也不靠譜。

Jacobson / Karels 算法

前面兩種算法用的都是「加權移動平均」，這種方法最大的毛病就是若是RTT有一個大的波動的話，很難被發現，由於被平滑掉了。因此，1988年，又有人推出來了一個新的算法，這個算法叫Jacobson / Karels Algorithm（參看RFC6289）。這個算法引入了最新的RTT的採樣和平滑過的SRTT的差距作因子來計算。 公式以下：（其中的DevRTT是Deviation RTT的意思）

SRTT = SRTT + α (RTT – SRTT)  —— 計算平滑RTT

DevRTT = (1-β)*DevRTT + β*(|RTT-SRTT|) ——計算平滑RTT和真實的差距（加權移動平均）

RTO= μ * SRTT + *DevRTT —— 神同樣的公式

（其中：在Linux下，α = 0.125，β = 0.25， μ = 1， = 4 ——這就是算法中的「調得一手好參數」，nobody knows why, it just works…） 最後的這個算法在被用在今天的TCP協議中（Linux的源代碼在：tcp_rtt_estimator）。

TCP滑動窗口

須要說明一下，若是你不瞭解TCP的滑動窗口這個事，你等於不瞭解TCP協議。咱們都知道，TCP必須要解決的可靠傳輸以及包亂序（reordering）的問題，因此，TCP必須要知道網絡實際的數據處理帶寬或是數據處理速度，這樣纔不會引發網絡擁塞，致使丟包。

因此，TCP引入了一些技術和設計來作網絡流控，Sliding Window是其中一個技術。 前面咱們說過，TCP頭裏有一個字段叫Window，又叫Advertised-Window，這個字段是接收端告訴發送端本身還有多少緩衝區能夠接收數據。因而發送端就能夠根據這個接收端的處理能力來發送數據，而不會致使接收端處理不過來。 爲了說明滑動窗口，咱們須要先看一下TCP緩衝區的一些數據結構：

上圖中，咱們能夠看到：

• 接收端LastByteRead指向了TCP緩衝區中讀到的位置，NextByteExpected指向的地方是收到的連續包的最後一個位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最後一個位置，咱們能夠看到中間有些數據尚未到達，因此有數據空白區。

• 發送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack過的位置（表示成功發送確認），LastByteSent表示發出去了，但尚未收到成功確認的Ack，LastByteWritten指向的是上層應用正在寫的地方。

因而：

• 接收端在給發送端回ACK中會彙報本身的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;

• 而發送方會根據這個窗口來控制發送數據的大小，以保證接收方能夠處理。

下面咱們來看一下發送方的滑動窗口示意圖：

（圖片來源）

上圖中分紅了四個部分，分別是：（其中那個黑模型就是滑動窗口）

• #1已收到ack確認的數據。

• #2發還沒收到ack的。

• #3在窗口中尚未發出的（接收方還有空間）。

• #4窗口之外的數據（接收方沒空間）

下面是個滑動後的示意圖（收到36的ack，併發出了46-51的字節）：

下面咱們來看一個接受端控制發送端的圖示：

（圖片來源）

Zero Window

上圖，咱們能夠看到一個處理緩慢的Server（接收端）是怎麼把Client（發送端）的TCP Sliding Window給降成0的。此時，你必定會問，若是Window變成0了，TCP會怎麼樣？是否是發送端就不發數據了？是的，發送端就不發數據了，你能夠想像成「Window Closed」，那你必定還會問，若是發送端不發數據了，接收方一下子Window size 可用了，怎麼通知發送端呢？

解決這個問題，TCP使用了Zero Window Probe技術，縮寫爲ZWP，也就是說，發送端在窗口變成0後，會發ZWP的包給接收方，讓接收方來ack他的Window尺寸，通常這個值會設置成3次，第次大約30-60秒（不一樣的實現可能會不同）。若是3次事後仍是0的話，有的TCP實現就會發RST把連接斷了。

注意：只要有等待的地方均可能出現DDoS***，Zero Window也不例外，一些***者會在和HTTP建好鏈發完GET請求後，就把Window設置爲0，而後服務端就只能等待進行ZWP，因而***者會併發大量的這樣的請求，把服務器端的資源耗盡。（關於這方面的***，你們能夠移步看一下Wikipedia的SockStress詞條）

另外，Wireshark中，你可使用tcp.analysis.zero_window來過濾包，而後使用右鍵菜單裏的follow TCP stream，你能夠看到ZeroWindowProbe及ZeroWindowProbeAck的包。

Silly Window Syndrome

Silly Window Syndrome翻譯成中文就是「糊塗窗口綜合症」。正如你上面看到的同樣，若是咱們的接收方太忙了，來不及取走Receive Windows裏的數據，那麼，就會致使發送方愈來愈小。到最後，若是接收方騰出幾個字節並告訴發送方如今有幾個字節的window，而咱們的發送方會義無反顧地發送這幾個字節。

要知道，咱們的TCP+IP頭有40個字節，爲了幾個字節，要達上這麼大的開銷，這太不經濟了。

另外，你須要知道網絡上有個MTU，對於以太網來講，MTU是1500字節，除去TCP+IP頭的40個字節，真正的數據傳輸能夠有1460，這就是所謂的MSS（Max Segment Size）注意，TCP的RFC定義這個MSS的默認值是536，這是由於 RFC 791裏說了任何一個IP設備都得最少接收576尺寸的大小（實際上來講576是撥號的網絡的MTU，而576減去IP頭的20個字節就是536）。

若是你的網絡包能夠塞滿MTU，那麼你能夠用滿整個帶寬，若是不能，那麼你就會浪費帶寬。（大於MTU的包有兩種結局，一種是直接被丟了，另外一種是會被從新分塊打包發送） 你能夠想像成一個MTU就至關於一個飛機的最多能夠裝的人，若是這飛機裏滿載的話，帶寬最高，若是一個飛機只運一我的的話，無疑成本增長了，也而至關二。

因此，Silly Windows Syndrome這個現像就像是你原本能夠坐200人的飛機裏只作了一兩我的。 要解決這個問題也不難，就是避免對小的window size作出響應，直到有足夠大的window size再響應，這個思路能夠同時實如今sender和receiver兩端。

• 若是這個問題是由Receiver端引發的，那麼就會使用 David D Clark’s 方案。在receiver端，若是收到的數據致使window size小於某個值，能夠直接ack(0)回sender，這樣就把window給關閉了，也阻止了sender再發數據過來，等到receiver端處理了一些數據後windows size 大於等於了MSS，或者，receiver buffer有一半爲空，就能夠把window打開讓send 發送數據過來。

• 若是這個問題是由Sender端引發的，那麼就會使用著名的 Nagle’s algorithm。這個算法的思路也是延時處理，他有兩個主要的條件：1）要等到 Window Size>=MSS 或是 Data Size >=MSS，2）收到以前發送數據的ack回包，他纔會發數據，不然就是在攢數據。

另外，Nagle算法默認是打開的，因此，對於一些須要小包場景的程序——好比像telnet或ssh這樣的交互性比較強的程序，你須要關閉這個算法。你能夠在Socket設置TCP_NODELAY選項來關閉這個算法（關閉Nagle算法沒有全局參數，須要根據每一個應用本身的特色來關閉）

1	setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, ( char *)&value, sizeof ( int ));

另外，網上有些文章說TCP_CORK的socket option是也關閉Nagle算法，這不對。TCP_CORK實際上是更新激進的Nagle算漢，徹底禁止小包發送，而Nagle算法沒有禁止小包發送，只是禁止了大量的小包發送。最好不要兩個選項都設置。

TCP的擁塞處理 – Congestion Handling

上面咱們知道了，TCP經過Sliding Window來作流控（Flow Control），可是TCP以爲這還不夠，由於Sliding Window須要依賴於鏈接的發送端和接收端，其並不知道網絡中間發生了什麼。TCP的設計者以爲，一個偉大而牛逼的協議僅僅作到流控並不夠，由於流控只是網絡模型4層以上的事，TCP的還應該更聰明地知道整個網絡上的事。

具體一點，咱們知道TCP經過一個timer採樣了RTT並計算RTO，可是，若是網絡上的延時忽然增長，那麼，TCP對這個事作出的應對只有重傳數據，可是，重傳會致使網絡的負擔更重，因而會致使更大的延遲以及更多的丟包，因而，這個狀況就會進入惡性循環被不斷地放大。試想一下，若是一個網絡內有成千上萬的TCP鏈接都這麼行事，那麼立刻就會造成「網絡風暴」，TCP這個協議就會拖垮整個網絡。這是一個災難。

因此，TCP不能忽略網絡上發生的事情，而無腦地一個勁地重發數據，對網絡形成更大的傷害。對此TCP的設計理念是：TCP不是一個自私的協議，當擁塞發生的時候，要作自我犧牲。就像交通阻塞同樣，每一個車都應該把路讓出來，而不要再去搶路了。

關於擁塞控制的論文請參看《Congestion Avoidance and Control》(PDF)

擁塞控制主要是四個算法：1）慢啓動，2）擁塞避免，3）擁塞發生，4）快速恢復。這四個算法不是一天都搞出來的，這個四算法的發展經歷了不少時間，到今天都還在優化中。 備註:

• 1988年，TCP-Tahoe 提出了1）慢啓動，2）擁塞避免，3）擁塞發生時的快速重傳

• 1990年，TCP Reno 在Tahoe的基礎上增長了4）快速恢復

慢熱啓動算法 – Slow Start

首先，咱們來看一下TCP的慢熱啓動。慢啓動的意思是，剛剛加入網絡的鏈接，一點一點地提速，不要一上來就像那些特權車同樣霸道地把路佔滿。新同窗上高速仍是要慢一點，不要把已經在高速上的秩序給搞亂了。

慢啓動的算法以下(cwnd全稱Congestion Window)：

1）鏈接建好的開始先初始化cwnd = 1，代表能夠傳一個MSS大小的數據。

2）每當收到一個ACK，cwnd++; 呈線性上升

3）每當過了一個RTT，cwnd = cwnd*2; 呈指數讓升

4）還有一個ssthresh（slow start threshold），是一個上限，當cwnd >= ssthresh時，就會進入「擁塞避免算法」（後面會說這個算法）

因此，咱們能夠看到，若是網速很快的話，ACK也會返回得快，RTT也會短，那麼，這個慢啓動就一點也不慢。下圖說明了這個過程。

這裏，我須要提一下的是一篇Google的論文《An Argument for Increasing TCP’s Initial Congestion Window》Linux 3.0後採用了這篇論文的建議——把cwnd 初始化成了 10個MSS。 而Linux 3.0之前，好比2.6，Linux採用了RFC3390，cwnd是跟MSS的值來變的，若是MSS< 1095，則cwnd = 4；若是MSS>2190，則cwnd=2；其它狀況下，則是3。

 擁塞避免算法 – Congestion Avoidance

前面說過，還有一個ssthresh（slow start threshold），是一個上限，當cwnd >= ssthresh時，就會進入「擁塞避免算法」。通常來講ssthresh的值是65535，單位是字節，當cwnd達到這個值時後，算法以下：

1）收到一個ACK時，cwnd = cwnd + 1/cwnd

2）當每過一個RTT時，cwnd = cwnd + 1

這樣就能夠避免增加過快致使網絡擁塞，慢慢的增長調整到網絡的最佳值。很明顯，是一個線性上升的算法。

擁塞狀態時的算法

前面咱們說過，當丟包的時候，會有兩種狀況：

1）等到RTO超時，重傳數據包。TCP認爲這種狀況太糟糕，反應也很強烈。

• • sshthresh =  cwnd /2

  • cwnd 重置爲 1

  • 進入慢啓動過程

2）Fast Retransmit算法，也就是在收到3個duplicate ACK時就開啓重傳，而不用等到RTO超時。

• • TCP Tahoe的實現和RTO超時同樣。

• • TCP Reno的實現是：

    • cwnd = cwnd /2

    • sshthresh = cwnd

    • 進入快速恢復算法——Fast Recovery

上面咱們能夠看到RTO超時後，sshthresh會變成cwnd的一半，這意味着，若是cwnd<=sshthresh時出現的丟包，那麼TCP的sshthresh就會減了一半，而後等cwnd又很快地以指數級增漲爬到這個地方時，就會成慢慢的線性增漲。咱們能夠看到，TCP是怎麼經過這種強烈地震盪快速而當心得找到網站流量的平衡點的。

快速恢復算法 – Fast Recovery

TCP Reno

這個算法定義在RFC5681。快速重傳和快速恢復算法通常同時使用。快速恢復算法是認爲，你還有3個Duplicated Acks說明網絡也不那麼糟糕，因此沒有必要像RTO超時那麼強烈。 注意，正如前面所說，進入Fast Recovery以前，cwnd 和 sshthresh已被更新：

• cwnd = cwnd /2

• sshthresh = cwnd

而後，真正的Fast Recovery算法以下：

• cwnd = sshthresh  + 3 * MSS （3的意思是確認有3個數據包被收到了）

• 重傳Duplicated ACKs指定的數據包

• 若是再收到 duplicated Acks，那麼cwnd = cwnd +1

• 若是收到了新的Ack，那麼，cwnd = sshthresh ，而後就進入了擁塞避免的算法了。

若是你仔細思考一下上面的這個算法，你就會知道，上面這個算法也有問題，那就是——它依賴於3個重複的Acks。注意，3個重複的Acks並不表明只丟了一個數據包，頗有多是丟了好多包。但這個算法只會重傳一個，而剩下的那些包只能等到RTO超時，因而，進入了惡夢模式——超時一個窗口就減半一下，多個超時會超成TCP的傳輸速度呈級數降低，並且也不會觸發Fast Recovery算法了。

一般來講，正如咱們前面所說的，SACK或D-SACK的方法可讓Fast Recovery或Sender在作決定時更聰明一些，可是並非全部的TCP的實現都支持SACK（SACK須要兩端都支持），因此，須要一個沒有SACK的解決方案。而經過SACK進行擁塞控制的算法是FACK（後面會講）

TCP New Reno

因而，1995年，TCP New Reno（參見 RFC 6582 ）算法提出來，主要就是在沒有SACK的支持下改進Fast Recovery算法的——

• 當sender這邊收到了3個Duplicated Acks，進入Fast Retransimit模式，開發重傳重複Acks指示的那個包。若是隻有這一個包丟了，那麼，重傳這個包後回來的Ack會把整個已經被sender傳輸出去的數據ack回來。若是沒有的話，說明有多個包丟了。咱們叫這個ACK爲Partial ACK。

• 一旦Sender這邊發現了Partial ACK出現，那麼，sender就能夠推理出來有多個包被丟了，因而乎繼續重傳sliding window裏未被ack的第一個包。直到再也收不到了Partial Ack，才真正結束Fast Recovery這個過程

咱們能夠看到，這個「Fast Recovery的變動」是一個很是激進的玩法，他同時延長了Fast Retransmit和Fast Recovery的過程。

算法示意圖

下面咱們來看一個簡單的圖示以同時看一下上面的各類算法的樣子：

 

FACK算法

FACK全稱Forward Acknowledgment 算法，論文地址在這裏（PDF）Forward Acknowledgement: Refining TCP Congestion Control 這個算法是其於SACK的，前面咱們說過SACK是使用了TCP擴展字段Ack了有哪些數據收到，哪些數據沒有收到，他比Fast Retransmit的3 個duplicated acks好處在於，前者只知道有包丟了，不知道是一個仍是多個，而SACK能夠準確的知道有哪些包丟了。 因此，SACK可讓發送端這邊在重傳過程當中，把那些丟掉的包重傳，而不是一個一個的傳，但這樣的一來，若是重傳的包數據比較多的話，又會致使原本就很忙的網絡就更忙了。因此，FACK用來作重傳過程當中的擁塞流控。

• 這個算法會把SACK中最大的Sequence Number 保存在snd.fack這個變量中，snd.fack的更新由ack帶秋，若是網絡一切安好則和snd.una同樣（snd.una就是尚未收到ack的地方，也就是前面sliding window裏的category #2的第一個地方）

• 而後定義一個awnd = snd.nxt – snd.fack（snd.nxt指向發送端sliding window中正在要被髮送的地方——前面sliding windows圖示的category#3第一個位置），這樣awnd的意思就是在網絡上的數據。（所謂awnd意爲：actual quantity of data outstanding in the network）

• 若是須要重傳數據，那麼，awnd = snd.nxt – snd.fack + retran_data，也就是說，awnd是傳出去的數據 + 重傳的數據。

• 而後觸發Fast Recovery 的條件是： ( ( snd.fack – snd.una ) > (3*MSS) ) || (dupacks == 3) ) 。這樣一來，就不須要等到3個duplicated acks才重傳，而是隻要sack中的最大的一個數據和ack的數據比較長了（3個MSS），那就觸發重傳。在整個重傳過程當中cwnd不變。直到當第一次丟包的snd.nxt<=snd.una（也就是重傳的數據都被確認了），而後進來擁塞避免機制——cwnd線性上漲。

咱們能夠看到若是沒有FACK在，那麼在丟包比較多的狀況下，原來保守的算法會低估了須要使用的window的大小，而須要幾個RTT的時間纔會完成恢復，而FACK會比較激進地來幹這事。 可是，FACK若是在一個網絡包會被 reordering的網絡裏會有很大的問題。

其它擁塞控制算法簡介

TCP Vegas 擁塞控制算法

這個算法1994年被提出，它主要對TCP Reno 作了些修改。這個算法經過對RTT的很是重的監控來計算一個基準RTT。而後經過這個基準RTT來估計當前的網絡實際帶寬，若是實際帶寬比咱們的指望的帶寬要小或是要多的活，那麼就開始線性地減小或增長cwnd的大小。若是這個計算出來的RTT大於了Timeout後，那麼，不等ack超時就直接重傳。（Vegas 的核心思想是用RTT的值來影響擁塞窗口，而不是經過丟包） 這個算法的論文是《TCP Vegas: End to End Congestion Avoidance on a Global Internet》這篇論文給了Vegas和 New Reno的對比：

關於這個算法實現，你能夠參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_vegas.h， /net/ipv4/tcp_vegas.c

HSTCP(High Speed TCP) 算法

這個算法來自RFC 3649（Wikipedia詞條）。其對最基礎的算法進行了更改，他使得Congestion Window漲得快，減得慢。其中：

• 擁塞避免時的窗口增加方式： cwnd = cwnd + α(cwnd) / cwnd

• 丟包後窗口降低方式：cwnd = (1- β(cwnd))*cwnd

注：α(cwnd)和β(cwnd)都是函數，若是你要讓他們和標準的TCP同樣，那麼讓α(cwnd)=1，β(cwnd)=0.5就能夠了。 對於α(cwnd)和β(cwnd)的值是個動態的變換的東西。 關於這個算法的實現，你能夠參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_highspeed.c

 TCP BIC 算法

2004年，產內出BIC算法。如今你還能夠查獲得相關的新聞《Google：美科學家研發BIC-TCP協議 速度是DSL六千倍》 BIC全稱Binary Increase Congestion control，在Linux 2.6.8中是默認擁塞控制算法。BIC的發明者發這麼多的擁塞控制算法都在努力找一個合適的cwnd – Congestion Window，並且BIC-TCP的提出者們看穿了事情的本質，其實這就是一個搜索的過程，因此BIC這個算法主要用的是Binary Search——二分查找來幹這個事。 關於這個算法實現，你能夠參看Linux源碼：/net/ipv4/tcp_bic.c

TCP WestWood算法

westwood採用和Reno相同的慢啓動算法、擁塞避免算法。westwood的主要改進方面：在發送端作帶寬估計，當探測到丟包時，根據帶寬值來設置擁塞窗口、慢啓動閾值。 那麼，這個算法是怎麼測量帶寬的？每一個RTT時間，會測量一次帶寬，測量帶寬的公式很簡單，就是這段RTT內成功被ack了多少字節。由於，這個帶寬和用RTT計算RTO同樣，也是須要從每一個樣原本平滑到一個值的——也是用一個加權移平均的公式。 另外，咱們知道，若是一個網絡的帶寬是每秒能夠發送X個字節，而RTT是一個數據發出去後確認須要的時候，因此，X * RTT應該是咱們緩衝區大小。因此，在這個算法中，ssthresh的值就是est_BD * min-RTT(最小的RTT值)，若是丟包是Duplicated ACKs引發的，那麼若是cwnd > ssthresh，則 cwin = ssthresh。若是是RTO引發的，cwnd = 1，進入慢啓動。   關於這個算法實現，你能夠參看Linux源碼： /net/ipv4/tcp_westwood.c

其它

更多的算法，你能夠從Wikipedia的 TCP Congestion Avoidance Algorithm 詞條中找到相關的線索

 後記

好了，到這裏我想能夠結束了，TCP發展到今天，裏面的東西能夠寫上好幾本書。本文主要目的，仍是把你帶入這些古典的基礎技術和知識中，但願本文能讓你瞭解TCP，更但願本文能讓你開始有學習這些基礎或底層知識的興趣和信心。

固然，TCP東西太多了，不一樣的人可能有不一樣的理解，並且本文可能也會有一些荒謬之言甚至錯誤，還但願獲得您的反饋和批評。