8.1 TCP首部格式
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序号 ：用于对字节流进行编号，指发送数据的位置，每发送一次数据，就累加一次该数据字节数的大小，序列号不会从0或1开始，而是在建立连接时由计算机生成的随机数作为其初始值，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。
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确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。
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数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。
- 保留：该字段主要是为了以后扩展时使用，其长度为4位。一般设置为0，但实际收到的包在该字段不为0，此包也不会被丢弃。
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确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。
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同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。
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终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。
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窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。
8.2 TCP三次握手
假设 A 为客户端，B 为服务器端。
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首先 B 处于 LISTEN（监听）状态，等待客户的连接请求。
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A 向 B 发送连接请求报文，SYN=1，ACK=0，选择一个初始的序号 x。
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B 收到连接请求报文，如果同意建立连接，则向 A 发送连接确认报文，SYN=1，ACK=1，确认号为 x+1，同时也选择一个初始的序号 y。
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A 收到 B 的连接确认报文后，还要向 B 发出确认，确认号为 y+1，序号为 x+1。
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B 收到 A 的确认后，连接建立。
三次握手的原因
第三次握手是为了防止失效的连接请求到达服务器，让服务器错误打开连接。
客户端发送的连接请求如果在网络中滞留，那么就会隔很长一段时间才能收到服务器端发回的连接确认。客户端等待一个超时重传时间之后，就会重新请求连接。但是这个滞留的连接请求最后还是会到达服务器，如果不进行三次握手，那么服务器就会打开两个连接。如果有第三次握手，客户端会忽略服务器之后发送的对滞留连接请求的连接确认，不进行第三次握手，因此就不会再次打开连接。
8.3 TCP四次挥手
以下描述不讨论序号和确认号，因为序号和确认号的规则比较简单。并且不讨论 ACK，因为 ACK 在连接建立之后都为 1。
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A 发送连接释放报文，FIN=1。
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B 收到之后发出确认，此时 TCP 属于半关闭状态，B 能向 A 发送数据但是 A 不能向 B 发送数据。
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当 B 不再需要连接时，发送连接释放报文，FIN=1。
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A 收到后发出确认，进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。
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B 收到 A 的确认后释放连接。
四次挥手的原因
客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器会发送 FIN 连接释放报文。
TIME_WAIT
客户端接收到服务器端的 FIN 报文后进入此状态，此时并不是直接进入 CLOSED 状态，还需要等待一个时间计时器设置的时间 2MSL。这么做有两个理由：
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确保最后一个确认报文能够到达。如果 B 没收到 A 发送来的确认报文，那么就会重新发送连接释放请求报文，A 等待一段时间就是为了处理这种情况的发生。
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等待一段时间是为了让本连接持续时间内所产生的所有报文都从网络中消失，使得下一个新的连接不会出现旧的连接请求报文。
8.4 TCP可靠传输
TCP 使用超时重传来实现可靠传输：如果一个已经发送的报文段在超时时间内没有收到确认，那么就重传这个报文段。
一个报文段从发送再到接收到确认所经过的时间称为往返时间 RTT，加权平均往返时间 RTTs 计算如下：
在上式中：（阿尔法 的值介于0到1，若很接近0，则表示旧的RTTs值和新的RTTs值相比变化不大，也就是说，新的RTT样本不太影响RTTs; 若很接近1，则表明新的RTTs值，受当前采集的RTT样本影响较大，跟上次的RTTs差距大）
RFC 2988：推荐的阿尔法值为1/8,也就是0.125 （这种方式得出的值更为平滑）。
超时时间 RTO 应该略大于 RTTs，TCP 使用的超时时间计算如下：
8.6 利用窗口控制提高速度
TCP以1个段为单位，每发一个段进行一次确认应答处理，这样的传输方式的一个缺点是，包的往返时间越长通信性能就越低。
窗口的大小就是指无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值，上图中，窗口的大小是4个段。
在下图中，发送数据中高亮圈起的部分正是前面所提到的窗口。在这个窗口内的数据即使没有收到确认应答也可以被发送出去。不过在整个窗口的确认应答没有到达之前，如果部分数据包出现丢包，那么发送端仍要负责重传。为此，发送端主机得设置缓存保留这些待被重传的数据，知道收到它们的确认应答。
在滑动窗以外的部分包括尚未发送的数据以及已经确认对端已收到的数据。当数据发出后若如期收到确认应答就可以不用再进行重发，此时数据就可以从缓存区清除。
在收到确认应答的情况下，将窗口滑动到确认应答中的序列号的位置。这样可以顺序的将多个段同时发送提高通信性能。这种机制也被称为滑动窗口控制。
8.7 窗口控制与重发控制
在使用窗口控制中，如果出现段丢失怎么办？
第一种情况：确认应答未能返回
在没有使用窗口控制的时候，没有收到确认应答的数据都会重发。而使用了窗口控制，某些确认应答即使丢失也无需重发。
第二种情况：某一个报文段丢失
接收主机如果收到一个自己应该接收的序号以外的数据时，会针对当前为止收到的数据返回确认应答。
例如下图的例子：当某一报文丢失后，发送端回一直收到序号为1001的确认应答，这个确认应答好像是在提醒发送端“我想接收的是从1001开始的数据”。因此，在窗口比较大，又出现报文段丢失的情况下，同一个序号的确认应答将会被重复不断的返回。而发送端主机如果连续3次收到同一个确认应答，就会将其所对应的数据进行重发。
8.8 TCP流量控制
流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。
接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。
如上图所示，当接收端收到从3001号开始的数据段后其缓冲期即满，不得不暂时停止接收数据。之后，在后代发送窗口更新通知之后通信才得以继续进行。如果这个窗口的更新通知在传输途中丢失，可能会导致无法继续通信。为避免此类问题，发送端主机会时不时的发送一个叫做窗口探测的数据段。
8.9 TCP拥塞控制
有TCP窗口控制，收发主机之间即使不再以一个数据段为单位发送确认应答，也能够发送大量数据包。然而，如果在通信刚开始就发送大量数据，也可能会引发拥塞，如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。
TCP 主要通过四个算法来进行拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。
发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。
为了便于讨论，做如下假设：
- 接收方有足够大的接收缓存，因此不会发生流量控制；
- 虽然 TCP 的窗口基于字节，但是这里设窗口的大小单位为报文段。
1. 慢开始与拥塞避免
发送的最初执行慢开始，令 cwnd = 1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 ...
注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能性也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。
如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd / 2，然后重新执行慢开始。
2. 快重传与快恢复
在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。
在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。
在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd / 2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。
慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。
