接收封包的顺序与发送封包的顺序相同。
接收方最多只收一份数据，不会重复接收。
支持任意大小的数据传送
支持发送端与接收方同步
允许接收方给发送方发送flow control的指令
支持每个host主机上运行多个applicaiton，多个process
IP是不可靠的端对端协议，容易丢包，数据包乱序，重复发送数据包，将数据包限定到特定的大小(MTU)，发送数据有任意长的延时。
基于不可靠的IP协议之上的不可靠服务，UDP：端到端的，基于process-to-process的服务。
TCP的传送是Application对Application，传送的Application传什么内容，接收的Application就可以很可靠的收到传送的内容。
TCP能够克服IP层可有的（容易丢包，数据包乱序，重复发送数据包，将数据包限定到特定的大小(MTU)，发送数据有任意长的延时。）等问题。
TCP在使用时，需要先建立连线，connection oriented，而UDP不需要预先建立连线。
TCP的传输特性：Byte-steam service，传输以Byte为单位。一次丢n个Byte，n为正整数。发送与接收Byte的数量相同，顺序相同。发送与接收的量可以不同。比如发送300Byte的数据，可以分三次发送，每次100Byte，接收可以分三次接收，每次收100Byte，也可以分6次接收，每次接收50Byte. 分三次送，分六次取。只需要保证顺序对，总量正确即可。
跟资料在网络上到底分为几个封包发送无关。分几次送，几次取无关。只需要保证数据总量一致，顺序相同。
Receiver：具有传送节奏主导权，可以避免sender发送快掉，让接收端的buffer无法应对，丢包的场合。
Congestion control：尽管TCP已经与对方建立连线，但是如果丢的太快，不仅仅是receiver无法处理，整个网络也受不了。如果大家全部把封包都丢尽internet，就有可能会导致网络阻塞。Congestion control的目的：大家在丢封包给网络是，不要让网络发生阻塞。避免太多的封包进入网络，引起网络阻塞。
不能送太快，不能让receiver处理不过来。Flow Control发生在发送端与接收端之间，有接收端控制，实现起来比较简单。
不能送太多，让整个网络瘫痪/阻塞。Congestion control实现起来比较麻烦，因为网络中没有人告诉你现在网络上是否有拥塞。 TCP在处理congestion control的一个挑战是，它如何知道整个网络发生了拥塞。router不会告诉发送端。如果真的网络发生阻塞，router也不会告诉sender，sender会一直不停的向网络中发送数据。如果网络拥塞时，发送端可能会无法收到ACK，封包掉，说明网络可能发生了拥塞。如果封包掉的多，说明网络的拥塞情况比较严重，则会控制发送的速度减慢，让网络的拥塞状况有所缓解。
Congestion control：如何侦测网络已经发生了拥塞；当发生拥塞时，如何应对处理。
TCP：沟通的对象是网络的最边缘，End to End，一般运行在server/nb/手机等终端设备上。TCP的连线需要跨越整个internet，与之前的point-to-point link不同。
Datalink layer：如何让直接建立连线的link上面做传输
TCP：如何让sliding window算法应用到TCP？
TCP的传输based on IP，位于第4层。跨越整个internet，与point-to-point link不同。
TCP需要建立一个logical connection，在实际网络上并没有真正的保留一条固定的实体链路。透过internet，每个封包走的路径可能不同，因为实际链路不固定，可能一条，可能多条。
TCP建立的连线，可能有不同的RTT时间。round trip time:一个来回的时间。
同样的server，比如说建立了100个对外的TCP link，这些不同的TCP link的RTT时间可能差异很大。
TCP需要一个机制，得到接收方到底有多大的buffer/resource来处理封包。TCP care的是发送的量的大小，不care这些data分几次/拆分成几个封包发送。flow control机制：需要让sender知道，接收端到底能提供多少resource
congestion control：TCP需要一个机制来知道网络的容量是多大。 TCP只知道自己与哪个router链接在一起。具体网络中有多少router，怎么链接，是不知道的。网络的容量随时变化，如果网络拥塞，则容量较少，如果空闲，则容量较大。TCP需要知道现有网络的容量是多大，才有办法控制自己的发送速率。
TCP不会每个byte逐个在网络上传送。它会搜集许多data，buffer起来，足够大之后，才生成一个封包，一起发送，来提高网络利用率。如果每个byte单独发送，则header开销会很大。
接收端，同样也是将接收到的封包先buffer起来，当攒够足够大的量时，才通知application来取走这些data。
TCP在网络上传送的资料的单位：叫做segments.
TCP如何处理byte stream？
TCP首先将byte存在send buffer中，当足够大时，则生成一个segment，在网络上传送。
接收端，也是先将data存在receive buffer中，当攒够足够量时，通知application来接收。
application 发出去的时候，是byte stream
接收端applicaiton接收的时候，也是byte stream。
每次byte发送的多少不care，care的是byte的总量一致，byte的顺序一致。中间如何送/分几次送，接收如何收/分几次收不care。
source port：source IP对应的那台电脑对应的哪个applicaiton （从哪个电脑送：source IP记录在IP header中；从哪个电脑接收，目的IP也存在IP header中）。
Destination port：目的IP对应的那台电脑对应的哪个application。 每台电脑上不同的application，通过port number来区分。
Sequence Number： 可靠传输，基于sliding window协议。 sequence number必须落在接收视窗内才可以被接收。 TCP是一个byte stream，TCP的sequence number必须细致到每一个byte都有一个不同的sequence number。
TCP不care data被切割成多少个封包传送，care的是第一个byte对应的sequence number是什么，即care数据中每个byte的顺序。
Sequence number：是指这个封包所携带的data的第一个封包所对应的sequence number。 每一个byte都有一个sequence number--byte orientated。
Ack number：告诉对方我收到的情况。这个number之前的所有data已经成功收到，cumulative ack， 这个number以后的data我还在等待。
TCP中，Seqence number与Ack number的长度都是32bit
header中有6个flag。
SYN：建立连线，该为为1，表示要建立连线。连线建完，发送data结束后，就要取消连线。
FIN：该位设为1，表示接收端通知发送端要拆掉连线，close连线。
ACK：该为位1,表示该封包带的ACK number是一个有意义的值。如果该位为0，表示上面ACK number对应的栏位没有特别的意义，不必理会。
RST：连线建立以后，就开始发送data。只要有一方（发送或接收）发现网络传输有异常，比如发现监听，黑客等，就会马上将该位置1，reset，重来，强制将连线清除。
PSH：push，将buffer里面的内容，无论多少，强制打包，发送出去。不会等到原来设定的临界值，提前强制打包发送。接收端在收到PSH设为1的封包后，同样无论buffer里面有多少data，都会强制将data发给applicaiton，用于接收。基于应用，如果是传档案，可能会接收慢慢传输。如果是视频，则需要对方马上看到内容，会将psh设为1
URG：设为1，表示该data里面有些特别的资讯。
Urgent Pointer：用于在URG flag设为1时，指示特别资讯在data中的位置。urgent pointer所指示位置的前面，位该紧急资讯。 urgent pointer所指示位置的后面，是传输的普通data。
Advertised window：用于做flow control。共16bit，6万多byte。 receiver告诉sender，最多可以发送64K（65536）的量的data。sender发送完65536的data后，就等receiver的ack。 是receiver控制sender发送的量。
Advertised Windows：自己的接收窗口有多大，你最多能发送多少量的data
RESET：强制断线。
PUSH：强制清空buffer
pseudoheader：除了TCP header，连同IP header里面的内容一起检查。
建立连线时，要告诉对方自己的buffer，同时要带自己的sequence number。
通常连线的发起者位client，server等待别人的连线请求。server等待别人建立连线时，也要准备好welcom accept socket。
第一步：SYN=1，建立连线。同时将自己的sequence number告诉对方。
第二步：Server将SYN+ACK bit设置为1，同时带一个sequence number y
Acknowledgement = x+1，server等的data sequence number必须从x+1开始
第三步：client也回送一个收到的信息，ACK flag设置为1，将Acknowledge nuber设置为y+1。 从server过来的sequence number是y，因而client回给server的acknowledgement是说，client现在的状态是在等待从server发过来的sequence number从y+1开始的data。
data里面的sequence number：是data里面第一个byte的sequence number
假设client请求连线中断。client会送一个封包出来，将FIN flag设置为1.
Server收到后，会回应一个ACK，表示我已经收到这个flag。然后server回给client一个FIN
Client收到以后，也会给Server回一个ACK，表示自己已经收到从Server发过来的FIN。Client通常会在等30秒之后，才会正式关闭链接。因为，封包丢掉internet中，可能存在delay，在连线正式关闭之前，能够收到此刻还在internet上面传送的封包，确保数据的完整性。
Client要建立连线时，首先要送SYN，接着进入SYN_SENT state。
接着接收SYN/ACK，回ACK，当完成后，就进入ESTABLISHED state。
Client 发起关闭的链接，会送FIN这个封包，发送完后，进入FIN_WAIT_1 state，
发送完后，就会收到从Server发过来的ACK，接着进入FIN_WAIT_2 state，
如果Client再收到一个从Server发国来的FIN，就会给Server回一个ACK，同时进入TIME_WAIT状态，等待30秒后，进入close状态。 此处送ACK，目的是让Server收到响应，让Server进入CLOSE状态。
Server为了让client可以建立连线，需要打开连线，将port打开，建立listen socket，让别人可以连进来。 建立好之后，进入LISTEN state。
接着接收SYN，发送SYN/ACK，当完成后，就进入SYN_RCVD state。表示已经接收到对方的SYN。
如果收到对方的ACK，就进入ESTABLISHED state。
Server如果收到FIN，就要给Client回一个ACK，代表它收到的Client端的中断链接请求，进入CLOSE——WAIT state。
接着送一个FIN出去，等待Last ACK，当等到后，进入close状态。
SampleRTT:通过测量每个Segmanet/ACK pair得到的最新的RTT的值。
EstRTT：基于之前的data得到的RTT的值。
当有重新发送时，很难判断收到的ACK是基于第一次传送的ACK还是第二次传送。
a>如果计算的SampleRTT是基于第一次发送的segment时间，与收到重送的ACK之间的时间区间，则计算得出的SampleRTT时间这大于实际的RTT时间，计算不准确。
b>如果计算的SampleRTT是基于第二次重新传送的时间与收到第一次传送的ACK的时间区间，则得出的SampleRTT时间明显小于实际的RTT时间，计算不准确。
不去采样RTT时间。
每次重新发送时均将timeout水煎加倍
Karn-Partridge算法还是无法消除整个网络的congestion。如果time时间太短，则整个网络中会因为不必要的过多重传而加重负担。
Karn/Partridge算法的主要问问题：无法将采样SampleRTTs时间的变异进行考虑。
正对小的SampleRTT变异的场合，说明传输比较稳定，测得的EstimatedRTT具有更高的可信度，没必要将timeout时间乘以2加入考虑。
当SampleRTTs之间的变异比较大的场合，说明传输不稳定，timeout值此时不可与EstimatedRTT有过紧密的耦合。因为此时SampleRTT不稳定。
Jacobson/Karels算法考虑最新采样得到的SampleRTT与之前的EstimatedRTT之间的变异因素。
左边：发送的Seq=70，表示从序列号为70的Byte开始发送，长度为20byte，则正常发送接收时，应该收到接收端返回的ACK=90，表示序号为90以前的Byte都已经收到，正在等待序号为90的data。当ACK丢失，则Timeout之后重传。
右边：连续发送两个segment，第一个Seq=70/20bytes，第二个Seq=90/10bytes。在第一个segment time之时，应该收到的第一个ACK没收到，于是重送第一个segment。在第一个Segment重送的timeout到期之前，收到了第一次发送的第一个segment与第二个segment的ACK，于是针对第一个segment重送的数据包，接收端会回送ACK=100，表示100之前的数据包都已经收到，正在等待发送第100个数据包。
每次发送都会收到接收端回应的ACK，即便该ACK已经被收到。
因此，当一个数据包发送乱序时，TCP就可能会重发它最后发送的数据包对应的ACK。
这个针对爹二次发送的相同的ACK称为duplicate ACK
当发送端收到重复的ACK，则他知道接收端一定发生了乱序，表明先发送的数据包可能丢失。同样有可能表明（理解为），先发送的数据包只是被delay，没有丢失，发送端一直等到收到一定数量的重复的ACK之后，才会判定之前发送的数据包已经丢失，于是启动该数据包的重传机制。TCP在收到3个重复的ACK之后，就会判断数据包已经丢失，启动丢失重传机制。
Sender发送1/2/3/4/5，其中数据包2丢失。
接收端在收到3/4/5时，回的ACK需要都为2，表示2以前的都已经成功收到，正在等待2
当收到重传的2时，接收端会回复ACK=6，表示6以前的都已经成功收到，正在等6
TCP想知道整个网络的容量有多大，从而知道自己可以送多少封包到网络。
congestion Window: 发送能力
Advertised Window：由接收端控制，发给sender，告诉它自己的接收能力。
最大的窗口：CongestionWindow与AdvertisedWindow的最小值。
AIMD：如果发现网络顺畅，每个RTT时间结束，将Congestion Window的大小加1. 1个MSS。
改进方式：不必等到一个RTT时间结束才扩到CongestionWindow，而是在每收到一个ACK，就扩大一点点，每次扩大的幅度为MSS/CongestionWindow。
如过目前的CW=5,则每收到一个ACK，就扩大1/5MSS，同样满足一个RTT时间增加一个MSS的条件
如过目前的CW=8,则每收到一个ACK，就扩大1/8MSS，同样满足一个RTT时间增加一个MSS的条件，但是增加的传输能力
AIMD：线性增加，每个RTT增加一个MSS。当增加到极限时，会将窗口减半，然后再次线性增加，如此轮环往复，看起来就是一个锯齿状的曲线。
SLOW Start：为了改善AIMD加速慢的不足，每个SIMD让窗口加倍，快速达到上限。
TCP基于ACK控制节奏。
每收到一个ACK，就将发送窗口加1.
透过每收到一个ACK，增加一个MSS，达到每个RTT，发送窗口加倍的目的。
当到达上限时，连续收到三个duplicate ACK，就会将窗口减半，然后以AIMD的方式，线性逐步毕竟极限。
但是，当遇到timeout状况时，发送窗口会直接将为1（1个MSS），然后以SlowStart的方式，指数方式尽快到达threhold（发生timeout时窗口的一半），当到达threhold后，再以AIMD的方式逐步毕竟极限。
上图：两个灰色区间，为SlowStart区间，以指数方式尽快到达Threhold。
当收到3-duplicate ACK后，发送窗口马上减半，然后以AIMD的方式缓慢逼近性能极限，次过程为Congestion-Avoidance phase。
当发生Time-out时，会马上将窗口将为1，然后以SlowStart的方式，马上到达Threhold（发生timeout之前的CongestionWindow的一半），然后以AIMD的方式逐步毕竟新的上限。
Throughput = W/RTT
Transport layer：process-to-process transmission。
每个process由IP + Port Number组成。
每个不同的process，都对应不同的port number
TCP：基于不可靠的IP层的网络的基础上提供可靠的服务，资料量不变，顺序正确。 怎么做？3-way hand-shaking，引入senquence number（每一个byte都有一个sequence number），连线的建立与拆除都是一个state machine
Time out时间：之前是RTTx2. 新的设计算法，能够让timeout时间更加与实际网络状况相符。
TCP：透过ACK重送，cummulative ACK
Byte-stream protocol
Fast retransmission：3-duplicate ACK.一样的ACK重复三次就认为该封包已经lost，提早重送。
TCP congestion control：AIMD
Timeout：通常认为网络阻塞更严重，将congestion window降为1