tcp连接的两端是什么(肾小管两端连接的是什么)

TCP 是一个面向连接的协议，无论哪一方向另一方发送数据之前，都必须先在双方之间建立一条连接。 建立一个 TCP 连接TCP使用三次握手 （ three-way handshake ） 协议来建立连接。这三次握手为：1、请求端（通常称为客户）发送一个 SYN 报文段（ SYN 为 1 ）指明客户打算连接的服务器的端口，以及初始顺序号（ ISN ）。2、服务器发回包含服务器的初始顺序号的 SYN 报文段（ SYN 为 1 ）作为应答。同时，将确认号设置为客户的 ISN 加 1 以对客户的 SYN 报文段进行确认（ ACK 也为 1 ）。3、客户必须将确认号设置为服务器的 ISN 加 1 以对服务器的 SYN 报文段进行确认（ ACK 为 1 ），该报文通知目的主机双方已完成连接建立。注意：这里的确认号就是TCP包中的确认序号，ISN就是TCP包中的数据序号，数据序号和确认序号是TCP正确握手的保证，在TCP建立连接的三次握手过程中，这两个区域的数据值是变化的，具体的变化步骤如下：1)第1步：客户端向服务器发送一个同步数据包请求建立连接，该数据包中，初始序列号（ISN）是客户端随机产生的一个值，确认号是0；2)第2步：服务器收到这个同步请求数据包后，会对客户端进行一个同步确认。这个数据包中，序列号（ISN）是服务器随机产生的一个值，确认号是客户端的初始序列号+1；3)第3步：客户端收到这个同步确认数据包后，再对服务器进行一个确认。该数据包中，序列号是上一个同步请求数据包中的确认号值，确认号是服务器的初始序列号+1。注意：因为一个SYN将占用一个序号，所以要加1。初始序列号（ISN）随时间而变化的，而且不同的操作系统也会有不同的实现方式，所以每个连接的初始序列号是不同的。TCP连接两端会在建立连接时，交互一些信息，如窗口大小、MSS等，以便为接着的数据传输做准备。————————————————版权声明：本文为CSDN博主「cclehui」的原创文章，遵循 CC 4.0 BY-SA 版权协议，转载请附上原文出处链接及本声明。原文链接：https://blog.csdn.net/clh604/article/details/24806705

TCP有以下几个知识点。图片备用地址图片备用地址TCP的几个要点：可靠传输、流量控制、拥塞控制、连接管理（建立和释放连接）。也正因为这几点使得首部变得很复杂。占4位，取值范围是0x0101 ~ 0x1111。乘以4就是首部长度（Header Length）。所以取值范围是5 ~ 60字节，由于首部固定部分占用20字节，所以可选部分至多占用40字节（和网络层首部一样）。为什么叫数据偏移？因为相对TCP报文向右偏移首部长度后就是数据部分。UDP的首部中有个16位的字段记录了整个UDP报文段的长度（首部 + 数据）。但是，TCP的首部中仅仅有个4位的字段记录了TCP报文段的首部长度，并没有字段记录TCP报文段的数据长度。分析：UDP首部中占16位的长度字段是冗余的，纯粹是为了保证首部是32bit对齐。TCP/UDP的数据长度，完全可以由IP数据包的首部推测出来，传输层的数据长度 = 网络层的总长度 - 网络层的首部长度 - 传输层的首部长度。占6位，目前全为0。与UDP一样，TCP检验和的计算内容：伪首部 + 首部 + 数据。伪首部占用12字节，仅在计算检验和时起作用，并不会传递给网络层。图片备用地址一共占6位或9位。有些资料中，TCP首部的保留（Reserved）字段占3位，标志（Flags）字段占9位。Wireshark中也是如此。是因为标志位中的前3位是无用的，所以两种说法都不能说是错的。图片备用地址图片备用地址意思：紧急。当URG=1时，紧急指针字段才有效。表明当前报文段中有紧急数据，应优先尽快传送。紧急指针存放的是长度值，表示TCP的前多少字节是需要紧急优先处理的。意思：确认。当ACK=1时，确认号字段才有效。意思：推。一般用在交互式网络中。PUSH标志位所表达的是发送方通知接收方传输层应该尽快的将这个报文段交给应用层。意思：重置。当RST=1时，表明连接中出现严重差错，必须释放连接，然后再重新建立连接。意思：同步。当SYN=1 & ACK=0时，表明这是一个建立连接的请求。若对方同意建立连接，则回复SYN=1 & ACK=1。请求方再发送SYN=0 & ACK=1时表明开始传输数据。这也是三次握手的流程。意思：完成。表明数据已经发送完毕，要求释放连接。占4字节。首先，传输的每一个字节都会有一个编号（连续的字节编号也是连续的）。在建立连接后，序号代表这一次传给对方的TCP数据部分的第一个字节的编号。占4字节。在建立连接后，确认号代表期望对方下一次传过来的TCP数据部分的第一个字节的编号。占2字节。这个字段有流量控制功能，用以告知对方下一次允许发送的数据大小（字节为单位）。ARQ(Automatic Repeat-reQuest), 自动重传请求。图片备用地址无差错情况A发送数据M1到B，B收到数据M1后向A发送确认信号M1；A收到确认信号M1后，继续向B发送数据M2，B接收后向A发送确认信号M2。超时重传A发送数据M1到B，A在发送数据途中丢包或B发现数据M1有错误直接丢掉，导致B无法向A发送确认信号M1；A在一定时间间隔后发现没有收到B发送的确认信号M1，A会继续向B发送数据M1；B收到数据M1后向A发送确认信号M1，A收到确认信号M1后，继续向B发送M2数据。通过确认与超时重传机制实现可靠传输，在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本。分组和确认分组都必须进行编号。超时计时器的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。图片备用地址确认丢失A发送数据M1到B，B接收到数据M1后，向A发送确认信号M1；B在向A发送确认信号M1中途丢包，此时A在一定时间间隔后发现没有收到B发送的确认信号M1，A会继续向B发送数据M1；B收到数据M1后会丢弃重复的数据M1（之前已经收到数据M1，只是A不知道），继续向A发送确认信号M1；A收到确认信号M1后，继续开始发送M2数据。确认迟到A发送数据M1到B，B接收到数据M1后，向A发送确认信号M1；B在向A发送确认信号M1时，由于网络延迟等原因导致A在一定时间段内未收到确认信号；A会继续向B发送数据M1，B收到数据M1后丢弃重复的数据M1，并向A发送确认信号M1；A收到确认信号M1后，继续开始发送M2数据，M2数据刚发送出去，此时A刚好接收到B在第一次发送的确认信号M1，但由于之前已经成功接收并处理了第二次的确认信号M1，所以A在收到确认信号后什么也不做。出现差错或丢失的时候，发送方会将自己备份的副本再重传一次，直到收到接收的确认信息。当接收方收到重复的数据时，会直接丢弃，但是会给发送方请确认自己已经收到了。上面的停止等待协议每发送一组数据就必须等到接收方回复确认后，再发起第二组数据，如果出现超时重传的话，效率更低。因此为了提高传输的效率，改进了等待传输协议。连续ARQ协议和滑动窗口协议的机制是以接收方回复确认为单位，每次连续发送一个滑动窗口指定的数据组。图片备用地址A发送数据给B时，一次性发送M1~M4（A和B建立连接时，B告诉A自己的缓存池可以容纳多少字节数据，A根据这个缓存池的大小构建一个同大小的发送窗口–也可以理解为发送缓存池），此时A开始等待确认，B收到全部数据后会向A发送确认信号M4（以最后一个编号为准）；A收到确认信号后，继续向B发送M5 M8（A把之前构建的窗口滑动并锁定到对应大小的数据段上，即M5 M8），以此往复直到数据传输完毕。如果接收窗口最多能接收4个包（窗口大小），但发送方只发了2个包，接收方如何确定后面还有没有2个包？答案：接收方会在等待一定时间后发现没有第3个包，就会返回收到2个包的确认信号给发送方。滑动窗口是由发送方维护的类似指针的变量，在每收到一个接收方的确认消息后，该指针向前移动并发送数据，到窗口指定大小的数据组时停下，等待接收方的确认。图片备用地址累积确认机制： 发送方不对收到的分组逐个发送确认，而是对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。优点：容易实现，即使确认丢失也不必重传。缺点：不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。Go-back-N（回退 N）： 为了解决上述同一窗口中数据组不能完整确认的问题，连续ARQ协议采用了回退机制。比如说：发送方发送了前5个分组，而中间的第3个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做 Go-back-N（回退 N），表示需要再退回来重传已发送过的N个分组。结论：当通信线路质量不好时，连续ARQ协议会带来负面的影响。可能还不如传统的停止等待协议。TCP连接的每一端都必须设有两个窗口——一个发送窗口和一个接收窗口。TCP的可靠传输机制用字节的序号进行控制。TCP所有的确认都是基于序号而不是基于报文段。TCP两端的四个窗口经常处于动态变化之中。TCP连接的往返时间RTT也不是固定不变的。需要使用特定的算法估算较为合理的重传时间。滑动窗口是面向字节流的，为了方便记住每个分组的序号，现在假设有一个1200字节的数据，分12组，每一组数据是100个字节，代表一个数据段的数据（每一个数据都有自己的TCP首部），每一组给一个编号（1~12）。图片备用地址图片备用地址TCP通信时，如果发送序列中间某个数据包丢失，TCP会通过重传最后确认的分组后续的分组，这样原先已经正确传输的分组也可能重复发送，降低了TCP性能。SACK（Selective Acknowledgment，选择确认）技术，使TCP只重新发送丢失的包，不用发送后续所有的分组，而且提供相应机制使接收方能告诉发送方哪些数据丢失，哪些数据已经提前收到等。在建立TCP连接时，就要在TCP首部的选项中加上“允许SACK”的选项，而双方必须都事先商定好。原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。只是以后在TCP报文段的首部中都增加了SACK选项，以便报告收到的不连续的字节块的边界。图片备用地址Kind：占1个字节，值为5代表这是SACK选项。Length：占1个字节，表明SACK选项一共占用多少字节。Left Edge：占4个字节，左边界。Right Edge：占4个字节，右边界。图片备用地址上图的着色模块代表已接收数据，空白代表未接收数据。左右边界意思是会把未接收完毕的TCP数据包的已接收数据进行左右标记。由于TCP的选项不能超过40个字节，去除Kind和Length占用的2个字节，还剩下38个字节给左右边界使用。一组边界占用8个字节（左右边界各占4个字节），所以边界不能超过4组。也能够因此推断出SACK选项的最大占用字节数是4 * 8 + 2 = 34。思考：超过选项边界的数据怎么办？超过边界的数据需要重新传输，但这已经很大程度提高了传输效率。重传机制是TCP中最重要和最复杂的问题之一。TCP每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。那么这个重传时间到底应该设置多少呢？建议跳过，有兴趣的可以去查阅相关资料。图片备用地址为什么选择在传输层就将数据分割成多个段，而不是等到网络层再分片传递给数据链路层？-->网络层没有可靠传输协议，丢包无法只发送一个报文段，所以需要分割成多个段。如果在传输层不分段，一旦出现数据丢失，整个传输层的数据都得重传如果在传输层分段了，一旦出现数据丢失，只需要重传丢失的那些段即可欢迎大家的意见和交流email: li_mingxie@163.com

即使端口处于2MSL状态，使用该选项，仍然能够在该端口建立连接。服务器常会设置该选项，以防服务器重启。如果在TIME_WAIT时间内，收到了对端发送来的数据报（不是重置报文段都行），那么该状态将被破坏，称为时间等待错误。原因是，当收到报文段以后，通常Seq是旧的，所以本端就会发送ACK，对端已经关闭或者是别的连接，就会发送RST，导致TIME_WAIT状态被破坏。但是许多系统规定，TIME_WAIT状态是不对重置报文段做出反应。两端同时发送FIN，两端又同时ACK。又同时进入TIME_WAIT当处于TIME_WAIT的主机崩溃以后，重启，然后需要等待相当与一个MSL的时间才能建立新的连接。这段时间成为静默时间。当一段发现到达的报文段对相关连接（也就是进程，套接字对）而言不正确的时候，TCP就会发送一个重置报文段，从而导致对端的连接快速拆卸（也就是结束吧！）。重置报文段的ACK位必须有，而且ACK的值必须在正确的窗口范围内，这样可以防止被攻击。FIN正常关闭一条连接成为有序释放，通常不会出现丢失数据的情况。重置报文段终止一条连接成为终止释放。重置报文段在任何时候都可以发送，代替FIN来终止连接，且不学校对端ACK终止报文段特性：当该数值设置为0，那么也意味着，不会再连接终止之前为了确保本端缓存中的数据都发送出去而等待。TCP在发送数据时会设置计时器，如果计时器超时认为受到数据确认信息，就会引发相应的超时，或给予计时器的重传操作，计时器超时时成为重传超时（RTO）。TCP累计确认无法返回新的ACK，或者当ACK包含选择确认信息（SACK）时，表明出现书序数据报，空洞。就会引起快速重传。若RTO短与RTT，那么没分都会重传，反之，整个网络利用率就会随之下降。RTT样本：TCP在收到数据后会返回确认信息ACK，该信息中携带一个字节的数据，测量传输该确认需要的时间，该测量结果成为RTT样本。每个连接的RTT军独立计算。如何根据RTT来设置RTO，有如下的方法公式： SRTT=a*SRTT+(1-a)RTT ，a取 0.8-0.9 。当TCP运行在RTT变化较大的网络中，无法取得期望的结果。以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补因为丢失ACK，或者实际RTT显著增长，可能出现伪超时的现象。以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补每个包可以选择各自的传送路径。某些高级路由器的采用多个并行数据链路，不同的处理演示也会导致包的离开顺序和到达顺序不匹配包的失序会造成重传，很近单嘛，前面一个小号的Seq没到达，后面的先到达，那么ACK就会 重复当TCP超时重发是，循序执行重新租宝，发送送一个更大的报文段提高性能，不超过MSS和MTU。出现在每次传送的包较小，又丢包的情况每个交互键通常会生成一个单独的数据报，也就是每个按键是独立传输的。ssh调用一个shell，对客户端输入的字符做出辉县，因此，每个字符生成4个tcp数据段，客户端的交互按键输入，服务器对按键的ACK，服务器生成的辉县，客户端对回显的ACK。通常第二段和第三段合并，成为捎带延时确认。PSH位设置，意味着发送端的缓存为空，也就是没什么可以发送了。许多情况下，TCP并不是对每个到来的包都单独的ACK，利用累计ACK可以确认之前的ACK。累计确认可以允许TCP延时一段时间发送ACK，以便将ACK和相同方向上需要传输的数据结合发。这种捎带传输的方法常用于批量数据传输。不能任意的延迟ACK，会造成重传。同时当失序发生时，必须立刻传送ACK。系统可以设置，一般延时为200-600毫秒。该算法要求，当TCP连接中有在传数据（那些已发送，但是未确认的数据）时，小的报文段就不能被发送，知道所有的数据都受到ACK。并且受到ACK后，TCP收集这些小的数据，整合到一个报文段中发送。这种方法破事TCP遵循等停规程，只有收到所有传送数据的ACK后才能继续发送新数据。该算法的不同之处在于他实现了自时钟控制，ACK返回越快，传输也越快。在相对高延迟的广域网中，更需要减小小报文的数目，该算法使得单位时间内发送的报文数目更少，RTT控制发包速率。该算法减少小包数目的同时，也增大了传输时延，也就是总的发送时间。窗口大小表明本端可用缓存大小，对端传送的数据不应该超过改大小。也表明对端发送的数据的最大大小为TCP头部ACK号和窗口大小字段之和。也就是Seq = ACK+MSSTCP活动的两端都维护一个发送窗口结构和接受窗口结构。TCP以字节为单位维护窗口结构。每个TCP报文段都包含ACK号和窗口通告信息，TCP发送端可以据此调节窗口结构。窗口左边界不能左移。窗口的动作分为，关闭（收到ACK，左边右移），打开（MSS扩大，右边右移），收缩（MSS减小，右边左移）当收到ACK号增大，而MSS不变时窗口向前滑动当当左边界与右边界相等时，成为零窗口，此时发送端不能在发送新的数据，这种情况下，TCP开始探测对端窗口，伺机增大窗口。当接受窗口值变为0是，可以邮箱的组织发送端继续发送，知道窗口大小回复为非0值。当接收端窗口得到可用空间是，就会给发送端传输一个窗口更新，告知器可以继续发送数据，这样的这样的窗口更新通常不包含数据，成为纯ACK，因此不能保证传输的可靠性。如果一端的窗口更新ACK丢失，通信双方就会处于等待状态。为避免这种情况发生。发送端会采用一个持续计时器间歇性的查询接收端，看其窗口是否已经增长。持续计时器会触发窗口探测的传输，强制要求对端返回ACK。窗口探测包包含一个字节数据，采用TCP传输，因此可以避免窗口更新丢失导致的死锁。因为包含一个字节数据Seq改变，接受端必须处理，如果接受就会ACK。窗口大小还是0，那么就会丢弃该报，没有响应。这时候发送端会持续的发送窗口探测包。当接收端通告窗口较小，或者发送端发送的数据较小。这样数据报的有效携带率小，耗费网络资源多。避免方法以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补

计算机网络七层模型中，传输层有两个重要的协议：（1）用户数据报协议UDP (User Datagram Protocol)（2）传输控制协议TCP (Transmission Control Protocol)UDP 在传送数据之前不需要先建立连接。远地主机的运输层在收到UDP 报文后，不需要给出任何确认。虽然UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下UDP 却是一种最有效的工作方式。TCP 则提供面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP 不提供广播或多播服务。由于TCP 要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销，如确认、流量控制、计时器以及连接管理等。UDP 的主要特点是：首部手段很简单，只有8 个字节，由四个字段组成，每个字段的长度都是两个字节。前面已经讲过，每条TCP 连接有两个端点，TCP 连接的端点叫做套接字（socket）或插口。套接字格式如下：套接宁socket= (IP 地址：端口号’）每一条TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接宇）所确定。即：TCP 连接＝ {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}3次握手链接4次握手释放链接断开连接请求可以由客户端发出，也可以由服务器端发出，在这里我们称A端向B端请求断开连接。各个状态节点解释如下：下面为了讨论问题的万便，我们仅考虑A发送数据而B 接收数据并发送确认。因此A 叫做发送方，而B 叫做接收方。“停止等待”就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。在收到确认后再发送下一个分组。使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ (Automatic Repeat reQuest）。意思是重传的请求是自动进行的。接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。滑动窗口协议比较复杂，是TCP 协议的精髓所在。这里先给出连续ARQ 协议最基本的概念，但不涉提到许多细节问题。详细的滑动窗口协议将在后面讨论。下图表示发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的5 个分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。连续ARQ 协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。接收方一般都是采用累积确认的方式。这就是说，接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是可以在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都己正确收到了。累积确认的优点是容易实现，即使确认丢失也不必重传。但缺点是不能向发送方反映出接收方己经正确收到的所有分组的信息。例如，如果发送方发送了前5 个分组，而中间的第3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做Go-back-N （回退N ），表示需要再退回来重传己发送过的N 个分组。可见当通信线路质量不好时，连续ARQ 协议会带来负面的影响。TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。现假定A 收到了B 发来的确认报文段，其中窗口是20 （字节），而确认号是31 （这表明B 期望收到的下一个序号是31 ，而序号30 为止的数据己经收到了）。根据这两个数据， A 就构造出自己的发送窗口，其位置如图所示。发送窗口表示：在没有收到B 的确认的情况下， A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是己经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。发送窗口后沿的后面部分表示己发送且己收到了确认。这些数据显然不需要再保留了。而发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送的，因为接收方都没有为这部分数据保留临时存放的缓存空间。现在假定A 发送了序号为31 ～ 41 的数据。这时发送窗口位置并未改变，但发送窗口内靠后面有11个字节（灰色小方框表示）表示己发送但未收到确认。而发送窗口内靠前面的9 个字节（ 42 ～ 50 ）是允许发送但尚未发送的。】再看一下B 的接收窗口。B 的接收窗口大小是20，在接收窗口外面，到30 号为止的数据是已经发送过确认，并且己经交付给主机了。因此在B 可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31～50）足允许接收的。B 收到了序号为32 和33 的数据，这些数据没有按序到达，因为序号为31 的数据没有收到（也许丢失了，也许滞留在网络中的某处）。请注意， B 只能对按序收到的数据中的最高序号给出确认，因此B 发送的确认报文段中的确认号仍然是31 （即期望收到的序号）。现在假定B 收到了序号为31 的数据，并把序号为31～33的数据交付给主机，然后B删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号，同时给A 发送确认，其中窗口值仍为20，但确认号是34，这表明B 已经收到了到序号33 为止的数据。我们注意到，B还收到了序号为37, 38 和40 的数据，但这些都没有按序到达，只能先存在接收窗口。A收到B的确认后，就可以把发送窗口向前滑动3个序号，指针P2 不动。可以看出，现在A 的可用窗口增大了，可发送的序号范围是42～53。整个过程如下图：A 在继续发送完序号42-53的数据后，指针P2向前移动和P3重合。发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认。由于A 的发送窗口己满，可用窗口己减小到0，因此必须停止发送。上面已经讲到， TCP 的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。这种重传的概念是很简单的，但重传时间的选择却是TCP 最复杂的问题之一。TCP采用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT，TCP 保留了RTT的一个加权平均往返时间RTTs （这又称为平滑的往返时间， S 表示Smoothed 。因为进行的是加权平均，因此得出的结果更加平滑）。每当第一次测量到RTT样本时， RTTs值就取为所测量到的RTT样本值。但以后每测量到一个新的RTT样本，就按下式重新计算一次RTTs:新的RTTs = (1 － α）×（旧的RTTs) ＋ α ×（新的RTT样本）α 越大表示新的RTTs受新的RTT样本的影响越大。推荐的α 值为0.125，用这种方法得出的加权平均往返时间RTTs 就比测量出的RTT值更加平滑。显然，超时计时器设置的超时重传时间RTO (RetransmissionTime-Out）应略大于上面得出的加权平均往返时间RTTs。RFC 2988 建议使用下式计算RTO:RTO = RTTs + 4 × RTTdRTTd是RTT 的偏差的加权平均值，它与RTTs和新的RTT样本之差有关。计算公式如下：新的RTTd= (1- β）×（旧的RTTd) + β × |RTTs－新的RTT样本|发现问题：如图所示，发送出一个报文段。设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过了一段时间后，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？若收到的确认是对重传报文段的确认，但却被源主机当成是对原来的报文段的确认，则这样计算出的RTTs 和超时重传时间RTO 就会偏大。若后面再发送的报文段又是经过重传后才收到确认报文段，则按此方法得出的超时重传时间RTO 就越来越长。若收到的确认是对原来的报文段的确认，但被当成是对重传报文段的确认，则由此计算出的RTTs 和RTO 都会偏小。这就必然导致报文段过多地重传。这样就有可能使RTO 越来越短。Kam 提出了一个算法：在计算加权平均RTTs 时，只要报文段重传了就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均RTTs 和RTO 就较准确。新问题：设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据Kam 算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。解决方案：对Kam 算法进行修正，方法是z报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO 增大一些。典型的做法是取新的重传时间为2 倍的旧的重传时间。当不再发生报文段的重传时，才根据上面给出的公式计算超时重传时间。流量控制（flow control）就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP 连接上实现对发送方的流量控制。接收方的主机B 进行了三次流量控制。第一次把窗口减小到rwnd =300，第二次又减到rwnd = 100 ，最后减到rwnd = 0 ，即不允许发送方再发送数据了。这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机B 重新发出一个新的窗口值为止。我们还应注意到，B 向A 发送的三个报文段都设置了ACK=1，只有在ACK=1 时确认号字段才有意义。发生死锁：现在我们考虑一种情况。上图中， B 向A 发送了零窗口的报文段后不久， B 的接收缓存又有了一些存储空间。于是B 向A 发送了rwnd = 400 的报文段。然而这个报文段在传送过程中丢失了。A 一直等待收到B 发送的非零窗口的通知，而B 也一直等待A 发送的数据。如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。解决方案：TCP 为每一个连接设有一个持续计时器（persistence timer）。只要TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带1 宇节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。1 TCP连接时是三次握手，那么两次握手可行吗？在《计算机网络》中是这样解释的：已失效的连接请求报文段”的产生在这样一种情况下：client发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某个网络结点长时间的滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达server。本来这是一个早已失效的报文段。但server收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是client再次发出的一个新的连接请求。于是就向client发出确认报文段，同意建立连接。假设不采用“三次握手”，那么只要server发出确认，新的连接就建立了。由于现在client并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬server的确认，也不会向server发送ACK包。这样就会白白浪费资源。而经过三次握手，客户端和服务器都有应有答，这样可以确保TCP正确连接。2 为什么TCP连接是三次，挥手确是四次？在TCP连接中，服务器端的SYN和ACK向客户端发送是一次性发送的，而在断开连接的过程中，B端向A端发送的ACK和FIN是是分两次发送的。因为在B端接收到A端的FIN后，B端可能还有数据要传输，所以先发送ACK，等B端处理完自己的事情后就可以发送FIN断开连接了。3 为什么在第四次挥手后会有2个MSL的延时？MSL是Maximum Segment Lifetime，最大报文段生存时间，2个MSL是报文段发送和接收的最长时间。假定网络不可靠，那么第四次发送的ACK可能丢失，即B端无法收到这个ACK，如果B端收不到这个确认ACK，B端会定时向A端重复发送FIN，直到B端收到A的确认ACK。所以这个2MSL就是用来处理这个可能丢失的ACK的。1 文件传送协议文件传送协议FTP (File Transfer Protocol) [RFC 959］是因特网上使用得最广泛的文件传送协议，底层采用TCP协议。盯P 使用客户服务器方式。一个FTP 服务器进程可同时为多个客户进程提供服务。FTP的服务器进程由两大部分组成：一个主进程，负责接受新的请求：另外有若干个从属进程，负责处理单个请求。在进行文件传输时，客户和服务器之间要建立两个并行的TCP 连接：“控制连接”（21端口）和“数据连接”（22端口）。控制连接在整个会话期间一直保持打开， FTP 客户所发出的传送请求，通过控制连接发送给服务器端的控制进程，但控制连接并不用来传送文件。实际用于传输文件的是“数据连接”。服务器端的控制进程在接收到FTP 客户发送来的文件传输请求后就创建“数据传送进程”和“数据连接”，用来连接客户端和服务器端的数据传送进程。2 简单文件传送协议TFTPTCP/IP 协议族中还有一个简单文件传送协议TFfP (Trivial File Transfer Protocol），它是一个很小且易于实现的文件传送协议，端口号69。TFfP 也使用客户服务器方式，但它使用UDP 数据报，因此TFfP 需要有自己的差错改正措施。TFfP 只支持文件传输而不支持交耳。3 TELNETTELNET 是一个简单的远程终端协议，底层采用TCP协议。TELNET 也使用客户服务器方式。在本地系统运行TELNET 客户进程，而在远地主机则运行TELNET 服务器进程，占用端口23。4 邮件传输协议一个电子邮件系统应具如图所示的三个主要组成构件，这就是用户代理、邮件服务器，以及邮件发送协议（如SMTP ）和邮件读取协议（如POP3)， POP3 是邮局协议（Post Office Protocol）的版本3 。SMTP 和POP3 （或IMAP ）都是在TCP 连接的上面传送邮件，使用TCP 的目的是为了使邮件的传送成为可靠的。

TCP（Transmission Control Protocol）传输控制协议 TCp协议位于第四层。其代表的含义是传输控制协议(Transmission Control protocol)。TCP 在端点间建立连接或虚拟电路进行可靠通信。当一个数据包被封装之后，第三层当然有个Ip协议头，紧接着就是这个TCp协议头。TCp协议头成为了Ip协议头中的“数据”。就像其它协议都有自己的术语一样，TCp协议也有自己的专门术语，如以太网帧、Ip数据报和现在的TCp段等。你可以把它们都当作数据包。但是，当它们之间在进行通讯的时候，一定要使用正确的术语。由于大多数网络应用程序都在同一台机器上运行，计算机上必须能够确保目的地机器上的软件程序能从源地址机器处获得数据包，以及源计算机能收到正确的回复。这是通过使用 TCP 的“端口号”完成的。网络 IP 地址和端口号结合成为唯一的标识 , 我们称之为“套接字”或“端点”。TCp协议是一种端对端的协议。使用TCp没有任何广播或类似的概念。TCP 通过面向连接的、端到端的可靠数据报发送来保证可靠性。TCP 在字节上加上一个递进的确认序列号来告诉接收者发送者期望收到的下一个字节。如果在规定时间内，没有收到关于这个包的确认响应，重新发送此包。TCP 的可靠机制允许设备处理丢失、延时、重复及读错的包。超时机制允许设备监测丢失包并请求重发。要用TCp协议与另一台计算机通信，两台机之间必须像打电话一样连接在一起，每一端都都为通话做好准备。“流传输”(Stream delivery)是谈到TCp时的另一个常用词语。这个短语的含义是TCp协议主要用来处理数据流，可以正确处理乱序的数据包。TCp协议甚至还允许存在丢失的或者损坏的数据包，最终它可以再次得到这些数据包。你很可能听一位程序员在谈论“流”的概念。他指的是这样一个事实:数据到底是在什么时候发送的是很难说清楚的，你也可以在TCp流中发送非结构化数据。TCp协议以它自己的方式缓存数据。不过，其缓存过程对程序员和用户是透明的。 关于流数据传输 ,TCP 交付一个由序列号定义的无结构的字节流。 这个服务对应用程序有利，因为在送出到 TCP 之前应用程序不需要将数据划分成块， TCP 可以将字节整合成字段，然后传给 IP 进行发送。TCp协议每发送一个数据包将会收到一个确认信息。这种发送/应答模式是提供可靠的协议的唯一方法:你必须让对方知道你否收到了数据。当然，这也会造成一些性能损失，而人们需要改善系统效率不高的状况。所以引入了“捎带确认(piggybacking ACKs)”的方法。TCp协议之所以是全双工的就是因为这个“捎带确认”信息，因为它允许双方同时发送数据。这是通过在当前的数据包中携带以前收到的数据的确认信息方式实现的。从提高网络利用率的角度看，这比单纯发送一个通知对方“信息已收到”的数据包要好得多。最后，还有一个批量确认的概念：也即一次确认一个以上的数据包，表示“我收到了包括这个数据包在内的全部数据包”。在Ip协议中，我们处理的单个数据包是一个更大的数据报的一部分。请记住，一个TCp段就是一个单个的TCp数据包。TCp是一个数据流，因此，除了“连接”之外，没有任何需要真正担心的其它概念。最大报文段长度(MSS)是在连接的时候协商的，但是，它总是在不断地改变。默认的最大报文段长度是536字节，这是576字节(Ip协议保证的最小数据包长度)减去用于Ip头的20个字节和用于TCp头的20个字节以后的长度。TCp协议要设法避免在Ip级别上的分段。因此，TCp协议总是从536字节开始的。TCp协议最有魅力的功能仍然保留着。这就是滑动窗口协议。这个窗口实际上是已经发出的“没有签收确认的”数据总数。这个窗口可以根据意愿放大和缩小。这是很有趣的。下一讲将介绍这方面的内容。一个TCp数据包的头是20个字节，就像一个Ip数据包一样。如果使用一些选项，Ip和TCp数据包头都可以放大。TCp头不包含Ip地址，它仅需要知道要连接哪一个端口。不过，你不要被这弄晕了。TCp工作时要一直跟踪状态表中的端对端的连接。这个状态表包含Ip地址和端口。这就是说，只是TCp头不需要Ip信息，因为它来自于Ip头。把一个数据包设想为一个字节跟着一个字节的数据流是很容易的。很多人都想要一个显示TCp头的表格。但是，这常会把事情搞乱。TCp头从第一位开始依次是下面这些内容:�6�1源端口，16位:用于这次连接的本地TCp端口。�6�1目的地端口，16位:通讯目标机器的TCp端口。�6�1序列号，32位:用来跟踪数据包顺序的号码。�6�1确认编号，32位:我们确认的以前收到的序列号。�6�1头长度，4位:报头中的32位字(words)的数量。如果不使用选项，这个值设定为5。�6�1保留，6位:为将来的使用保留的字节。�6�1标记，一共6位:每一个标记一个字节(开或者关)-URG:紧急字段指针。-ACK:本数据包是(或者包含)一个确认信息。-pSH:推送功能(没有使用)。-RST:重置，或者中断本次连接。-SYN:同步数据包，也就是开始连接。-FIN:最后一个数据包，开始挂断序列。�6�1窗口尺寸，16位:从接收方将收到的确认字段开始。�6�1校验和，16位:TCp头和数据的校验和。�6�1应急指针，16位:指向跟在URG数据后面的数据的序列号的偏移值。�6�1选项:MSS、窗口比例等等。我们在关于TCp协议的下一讲中将重点介绍这个部分。 TCp连接的两端使用两对Ip地址和端口识别这个连接，并且向监听这个端口的应用程序发送数据。
socket通讯实际是进程通讯，区别只是在不同机器而已，一个数据包到达一台设备上以后需要知道是哪个进程的收发的，端口号就告诉你数据包该给哪个进程