tcp协议的算法有哪些(TCP/IP网络层协议有哪些)

握手包约 PPP握手(480Byte) + TCP连接(120Byte) + 注册(100Byte) = 700Byte数据传输 = ppp封装＋IP封装＋TCP封装＋数据 = 45 + 数据 = 45 + 100 = 145Byte来源：网页链接
100/8=12.5

Transmission Control Protocol，传输控制协议，是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议TCP协议的目的是：在不可靠传输的IP层之上建立一套可靠传输的机制。TCP的可靠只是对于它自身来说的, 甚至是对于socket接口层, 两个系统就不是可靠的了, 因为发送出去的数据, 没有确保对方真正的读到（所以要在业务层做重传和确认机制）。可靠传输的第一要素是确认, 第二要素是重传, 第三要素是顺序。 任何一个可靠传输的系统, 都必须包含这三个要素。数据校验也是必要的。传输是一个广义的概念, 不局限于狭义的网络传输, 应该理解为通信和交互. 任何涉及到通信和交互的东西, 都可以借鉴TCP的思想。无论是在UDP上实现可靠传输或者创建自己的通信系统，无论这个系统是以API方式还是服务方式，只要是一个通信系统，就要考虑这三个要素。SeqNum的增加是和传输的字节数相关的。上图中，三次握手后，来了两个Len:1440的包，而第二个包的SeqNum就成了1441。然后第一个ACK回的是1441（下一个待接收的字节号），表示第一个1440收到了。网络上的传输是没有连接的，包括TCP也是一样的。而TCP所谓的“连接”，其实只不过是在通讯的双方维护一个“连接状态”，让它看上去好像有连接一样。所以，TCP的状态变换是非常重要的。查看各种状态的数量ss -ant | awk '{++s[$1]} END {for(k in s) print k,s[k]}'通过三次握手完成连接的建立三次握手的目的是交换通信双方的初始化序号，以保证应用层接收到的数据不会乱序，所以叫SYN(Synchronize Sequence Numbers)。ISN是不能hard code的，不然会出问题的。比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过232，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过Maximum Segment Lifetime（MSL），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。如果Server端接到了Clien发的SYN后回了SYN-ACK，之后Client掉线了，Server端没有收到Client返回的ACK，那么，这个连接就处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，Server端如果在一定时间内没有收到的ACK会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻番，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 26 -1 = 63s，TCP才会断开这个连接。客户端给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的SYN连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事：当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），此时服务器并没有保留客户端的SYN包。如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为sync cookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。应该调整三个TCP参数：tcp_synack_retries减少重试次数，tcp_max_syn_backlog增大SYN连接数，tcp_abort_on_overflow处理不过来干脆就直接拒绝连接因为TCP是全双工的，因此断开连接需要4次挥手，发送方和接收方都需要发送Fin和Ack。如果两边同时断连接，那就会就进入到CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态。指的是报文段的最大生存时间，如果报文段在网络中活动了MSL时间，还没有被接收，那么会被丢弃。关于MSL的大小，RFC 793协议中给出的建议是两分钟，不过实际上不同的操作系统可能有不同的设置，以Linux为例，通常是半分钟，两倍的MSL就是一分钟，也就是60秒主动关闭的一方会进入TIME_WAIT状态，并且在此状态停留两倍的MSL时长。由于TIME_WAIT的存在，大量短连接会占有大量的端口，造成无法新建连接。主动关闭的一方发出 FIN包，被动关闭的一方响应ACK包，此时，被动关闭的一方就进入了CLOSE_WAIT状态。如果一切正常，稍后被动关闭的一方也会发出FIN包，然后迁移到LAST_ACK状态。CLOSE_WAIT状态在服务器停留时间很短，如果你发现大量的 CLOSE_WAIT状态，那么就意味着被动关闭的一方没有及时发出FIN包。TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包，比如，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长不以时间驱动，而以数据驱动重传如果包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传Selective Acknowledgment, 需要在TCP头里加一个SACK的东西，ACK还是Fast Retransmit的ACK，SACK则是汇报收到的数据碎版，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了，哪些没有收到重复收到数据的问题，使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了经典算法：Karn/Partridge算法，Jacobson/Karels算法TCP必需要知道网络实际的数据处理带宽或是数据处理速度，这样才不会引起网络拥塞，导致丢包Advertised-Window：接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来接收端LastByteRead指向了TCP缓冲区中读到的位置，NextByteExpected指向的地方是收到的连续包的最后一个位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最后一个位置，我们可以看到中间有些数据还没有到达，所以有数据空白区。发送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack过的位置（表示成功发送确认），LastByteSent表示发出去了，但还没有收到成功确认的Ack，LastByteWritten指向的是上层应用正在写的地方。接收端在给发送端回ACK中会汇报自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;收到36的ack，并发出了46-51的字节如果Window变成0了，发送端就不发数据了如果发送端不发数据了，接收方一会儿Window size 可用了，怎么通知发送端呢：TCP使用了Zero Window Probe技术，缩写为ZWP，也就是说，发送端在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来ack他的Window尺寸，一般这个值会设置成3次，每次大约30-60秒。如果3次过后还是0的话，有的TCP实现就会发RST把链接断了。如果你的网络包可以塞满MTU，那么你可以用满整个带宽，如果不能，那么你就会浪费带宽。避免对小的window size做出响应，直到有足够大的window size再响应。如果这个问题是由Receiver端引起的，那么就会使用David D Clark’s 方案。在receiver端，如果收到的数据导致window size小于某个值，可以直接ack(0)回sender，这样就把window给关闭了，也阻止了sender再发数据过来，等到receiver端处理了一些数据后windows size大于等于了MSS，或者receiver buffer有一半为空，就可以把window打开让send 发送数据过来。如果这个问题是由Sender端引起的，那么就会使用著名的 Nagle’s algorithm。这个算法的思路也是延时处理，他有两个主要的条件：1）要等到 Window Size >= MSS 或是 Data Size >= MSS，2）等待时间或是超时200ms，这两个条件有一个满足，他才会发数据，否则就是在攒数据。TCP_CORK是禁止小包发送，而Nagle算法没有禁止小包发送，只是禁止了大量的小包发送TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲拥塞控制的论文请参看 《Congestion Avoidance and Control》主要算法有：慢启动，拥塞避免，拥塞发生，快速恢复，TCP New Reno，FACK算法，TCP Vegas拥塞控制算法TCP网络协议及其思想的应用TCP 的那些事儿（上）TCP 的那些事儿（下）tcp为什么是三次握手，为什么不是两次或四次？记一次TIME_WAIT网络故障再叙TIME_WAITtcp_tw_recycle和tcp_timestamps导致connect失败问题tcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（1）- 高屋建瓴tcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（2）- SO_LINGERtcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（3）- tcp_tw_recycletcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（4）- tcp_tw_reusetcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（5）- tcp_max_tw_bucketsTCP的TIME_WAIT快速回收与重用浅谈CLOSE_WAIT又见CLOSE_WAITPHP升级导致系统负载过高问题分析Coping with the TCP TIME-WAIT state on busy Linux servers

TCP/IP协议是什么TCP和UDP处在同一层---运输层，但是TCP和UDP最不同的地方是，TCP提供了一种可靠的数据传输服务，TCP是面向连接的，也就是说，利用TCP通信的两台主机首先要经历一个“拨打电话”的过程，等到通信准备结束才开始传输数据，最后结束通话。所以TCP要比UDP可靠的多，UDP是把数据直接发出去，而不管对方是不是在收信，就算是UDP无法送达，也不会产生ICMP差错报文，这一经时重申了很多遍了。把TCP保证可靠性的简单工作原理:应用数据被分割成TCP认为最适合发送的数据块。这和UDP完全不同，应用程序产生的 数据报长度将保持不变。由TCP传递给IP的信息单位称为报文段或段当TCP发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能 及时收到一个确认，将重发这个报文段.当TCP收到发自TCP连接另一端的数据，它将发送一个确认。这个确认不是立即发送，通常将推迟几分之一秒.TCP将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输 过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错， T P将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段(希望发端超时并重发)。既然TCP报文段作为IP数据报来传输，而IP数据报的到达可能会失序，因此TCP报文段 的到达也可能会失序。如果必要， TCP将对收到的数据进行重新排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。TCP还能提供流量控制。TCP连接的每一方都有固定大小的缓冲空间。TCP的接收端只允许另一端发送接收端缓冲区所能接纳的数据。这将防止较快主机致使较慢主机的缓冲区溢出。从这段话中可以看到，TCP中保持可靠性的方式就是超时重发，这是有道理的，虽然TCP也可以用各种各样的ICMP报文来处理这些，但是这也不是可靠的，最可靠的方式就是只要不得到确认，就重新发送数据报，直到得到对方的确认为止。TCP的首部和UDP首部一样，都有发送端口号和接收端口号。但是显然，TCP的首部信息要比UDP的多，可以看到，TCP协议提供了发送和确认所需要的所有必要的信息。可以想象一个TCP数据的发送应该是如下的一个过程。双方建立连接发送方给接受方TCP数据报，然后等待对方的确认TCP数据报，如果没有，就重新发，如果有，就发送下一个数据报。接受方等待发送方的数据报，如果得到数据报并检验无误，就发送ACK(确认)数据报，并等待下一个TCP数据报的到来。直到接收到FIN(发送完成数据报)中止连接可以想见，为了建立一个TCP连接，系统可能会建立一个新的进程(最差也是一个线程)，来进行数据的传送--TCP协议TCP是一个面向连接的协议，在发送输送之前 ，双方需要确定连接。而且，发送的数据可以进行TCP层的分片处理。TCP连接的建立过程 ，可以看成是三次握手 。而连接的中断可以看成四次握手 。1.连接的建立在建立连接的时候，客户端首先向服务器申请打开某一个端口(用SYN段等于1的TCP报文)，然后服务器端发回一个ACK报文通知客户端请求报文收到，客户端收到确认报文以后再次发出确认报文确认刚才服务器端发出的确认报文(绕口么)，至此，连接的建立完成。这就叫做三次握手。如果打算让双方都做好准备的话，一定要发送三次报文，而且只需要三次报文就可以了。可以想见，如果再加上TCP的超时重传机制，那么TCP就完全可以保证一个数据包被送到目的地。2.结束连接TCP有一个特别的概念叫做half-close，这个概念是说，TCP的连接是全双工(可以同时发送和接收)连接，因此在关闭连接的`时候，必须关闭传和送两个方向上的连接。客户机给服务器一个FIN为1的TCP报文，然后服务器返回给客户端一个确认ACK报文，并且发送一个FIN报文，当客户机回复ACK报文后(四次握手)，连接就结束了。3.最大报文长度在建立连接的时候，通信的双方要互相确认对方的最大报文长度(MSS)，以便通信。一般这个SYN长度是MTU减去固定IP首部和TCP首部长度。对于一个以太网，一般可以达到1460字节。当然如果对于非本地的IP，这个MSS可能就只有536字节，而且，如果中间的传输网络的MSS更加的小的话，这个值还会变得更小。4.客户端应用程序的状态迁移图客户端的状态可以用如下的流程来表示：CLOSED->SYN_SENT->ESTABLISHED->FIN_WAIT_1->FIN_WAIT_2->TIME_WAIT->CLOSED以上流程是在程序正常的情况下应该有的流程，从书中的图中可以看到，在建立连接时，当客户端收到SYN报文的ACK以后，客户端就打开了数据交互地连接。而结束连接则通常是客户端主动结束的，客户端结束应用程序以后，需要经历FIN_WAIT_1，FIN_WAIT_2等状态，这些状态的迁移就是前面提到的结束连接的四次握手。5.服务器的状态迁移图服务器的状态可以用如下的流程来表示：CLOSED->LISTEN->SYN收到->ESTABLISHED->CLOSE_WAIT->LAST_ACK->CLOSED在建立连接的时候，服务器端是在第三次握手之后才进入数据交互状态，而关闭连接则是在关闭连接的第二次握手以后(注意不是第四次)。而关闭以后还要等待客户端给出最后的ACK包才能进入初始的状态。6.TCP服务器设计前面曾经讲述过UDP的服务器设计，可以发现UDP的服务器完全不需要所谓的并发机制，它只要建立一个数据输入队列就可以。但是TCP不同，TCP服务器对于每一个连接都需要建立一个独立的进程(或者是轻量级的，线程)，来保证对话的独立性。所以TCP服务器是并发的。而且TCP还需要配备一个呼入连接请求队列(UDP服务器也同样不需要)，来为每一个连接请求建立对话进程，这也就是为什么各种TCP服务器都有一个最大连接数的原因。而根据源主机的IP和端口号码，服务器可以很轻松的区别出不同的会话，来进行数据的分发。TCP的交互数据流对于交互性要求比较高的应用，TCP给出两个策略来提高发送效率和减低网络负担：(1)捎带ACK。(2)Nagle算法(一次尽量多的发数据)捎带ACK的发送方式这个策略是说，当主机收到远程主机的TCP数据报之后，通常不马上发送ACK数据报，而是等上一个短暂的时间，如果这段时间里面主机还有发送到远程主机的TCP数据报，那么就把这个ACK数据报“捎带”着发送出去，把本来两个TCP数据报整合成一个发送。一般的，这个时间是200ms。可以明显地看到这个策略可以把TCP数据报的利用率提高很多。Nagle算法上过bbs的人应该都会有感受，就是在网络慢的时候发贴，有时键入一串字符串以后，经过一段时间，客户端“发疯”一样突然回显出很多内容，就好像数据一下子传过来了一样，这就是Nagle算法的作用。Nagle算法是说，当主机A给主机B发送了一个TCP数据报并进入等待主机B的ACK数据报的状态时，TCP的输出缓冲区里面只能有一个TCP数据报，并且，这个数据报不断地收集后来的数据，整合成一个大的数据报，等到B主机的ACK包一到，就把这些数据“一股脑”的发送出去。虽然这样的描述有些不准确，但还算形象和易于理解，我们同样可以体会到这个策略对于低减网络负担的好处。在编写插口程序的时候，可以通过TCP_NODELAY来关闭这个算法。并且，使用这个算法看情况的，比如基于TCP的X窗口协议，如果处理鼠标事件时还是用这个算法，那么“延迟”可就非常大了。 ;

慢启动：最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下： 开始 ---> cwnd = 1经过1个RTT后 ---> cwnd = 2*1 = 2经过2个RTT后 ---> cwnd = 2*2= 4经过3个RTT后 ---> cwnd = 4*2 = 8如果带宽为W，那么经过RTT*log2W时间就可以占满带宽。拥塞避免：从慢启动可以看到，cwnd可以很快的增长上来，从而最大程度利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：1.把ssthresh降低为cwnd值的一半2.把cwnd重新设置为13.重新进入慢启动过程。从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有：1.把ssthresh设置为cwnd的一半2.把cwnd再设置为ssthresh的值(具体实现有些为ssthresh+3)3.重新进入拥塞避免阶段。后来的“快速恢复”算法是在上述的“快速重传”算法后添加的，当收到3个重复ACK时，TCP最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复的思想是“数据包守恒”原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，如果发送方收到一个重复的ACK，那么根据TCP的ACK机制就表明有一个数据包离开了网络，于是cwnd加1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。具体来说快速恢复的主要步骤是：1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半，把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后重传丢失的报文段，加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络。2.再收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。3.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值。原因是因为该ACK确认了新的数据，说明从重复ACK时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。快速重传算法首次出现在4.3BSD的Tahoe版本，快速恢复首次出现在4.3BSD的Reno版本，也称之为Reno版的TCP拥塞控制算法。可以看出Reno的快速重传算法是针对一个包的重传情况的，然而在实际中，一个重传超时可能导致许多的数据包的重传，因此当多个数据包从一个数据窗口中丢失时并且触发快速重传和快速恢复算法时，问题就产生了。因此NewReno出现了，它在Reno快速恢复的基础上稍加了修改，可以恢复一个窗口内多个包丢失的情况。具体来讲就是：Reno在收到一个新的数据的ACK时就退出了快速恢复状态了，而NewReno需要收到该窗口内所有数据包的确认后才会退出快速恢复状态，从而更一步提高吞吐量。 SACK就是改变TCP的确认机制，最初的TCP只确认当前已连续收到的数据，SACK则把乱序等信息会全部告诉对方，从而减少数据发送方重传的盲目性。比如说序号1，2，3，5，7的数据收到了，那么普通的ACK只会确认序列号4，而SACK会把当前的5，7已经收到的信息在SACK选项里面告知对端，从而提高性能，当使用SACK的时候，NewReno算法可以不使用，因为SACK本身携带的信息就可以使得发送方有足够的信息来知道需要重传哪些包，而不需要重传哪些包。
为 了防止网络的拥塞现象，TCP提出了一系列的拥塞控制机制。最初由V. Jacobson在1988年的论文中提出的TCP的拥塞控制由“慢启动(Slow start)”和“拥塞避免(Congestion avoidance)”组成，后来TCP Reno版本中又针对性的加入了“快速重传(Fast retransmit)”、“快速恢复(Fast Recovery)”算法，再后来在TCP NewReno中又对“快速恢复”算法进行了改进，近些年又出现了选择性应答( selective acknowledgement,SACK)算法，还有其他方面的大大小小的改进，成为网络研究的一个热点。TCP的拥塞控制主要原理依赖于一个拥塞窗口(cwnd)来控制，在之前我们还讨论过TCP还有一个对端通告的接收窗口(rwnd)用于流量控制。窗口值的大小就代表能够发送出去的但还没有收到ACK的最大数据报文段，显然窗口越大那么数据发送的速度也就越快，但是也有越可能使得网络出现拥塞，如果窗口值为1，那么就简化为一个停等协议，每发送一个数据，都要等到对方的确认才能发送第二个数据包，显然数据传输效率低下。TCP的拥塞控制算法就是要在这两者之间权衡，选取最好的cwnd值，从而使得网络吞吐量最大化且不产生拥塞。由于需要考虑拥塞控制和流量控制两个方面的内容，因此TCP的真正的发送窗口=min(rwnd, cwnd)。但是rwnd是由对端确定的，网络环境对其没有影响，所以在考虑拥塞的时候我们一般不考虑rwnd的值，我们暂时只讨论如何确定cwnd值的大小。关于cwnd的单位，在TCP中是以字节来做单位的，我们假设TCP每次传输都是按照MSS大小来发送数据的，因此你可以认为cwnd按照数据包个数来做单位也可以理解，所以有时我们说cwnd增加1也就是相当于字节数增加1个MSS大小。慢启动：最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下：开始 ---> cwnd = 1经过1个RTT后 ---> cwnd = 2*1 = 2经过2个RTT后 ---> cwnd = 2*2= 4经过3个RTT后 ---> cwnd = 4*2 = 8如果带宽为W，那么经过RTT*log2W时间就可以占满带宽。拥塞避免：从慢启动可以看到，cwnd可以很快的增长上来，从而最大程度利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：1.把ssthresh降低为cwnd值的一半2.把cwnd重新设置为13.重新进入慢启动过程。从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有：1.把ssthresh设置为cwnd的一半2.把cwnd再设置为ssthresh的值(具体实现有些为ssthresh+3)3.重新进入拥塞避免阶段。后来的“快速恢复”算法是在上述的“快速重传”算法后添加的，当收到3个重复ACK时，TCP最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复的思想是“数据包守恒”原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，如果发送方收到一个重复的ACK，那么根据TCP的ACK机制就表明有一个数据包离开了网络，于是cwnd加1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。具体来说快速恢复的主要步骤是：1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半，把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后重传丢失的报文段，加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络。2.再收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。3.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值。原因是因为该ACK确认了新的数据，说明从重复ACK时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。快速重传算法首次出现在4.3BSD的Tahoe版本，快速恢复首次出现在4.3BSD的Reno版本，也称之为Reno版的TCP拥塞控制算法。可以看出Reno的快速重传算法是针对一个包的重传情况的，然而在实际中，一个重传超时可能导致许多的数据包的重传，因此当多个数据包从一个数据窗口中丢失时并且触发快速重传和快速恢复算法时，问题就产生了。因此NewReno出现了，它在Reno快速恢复的基础上稍加了修改，可以恢复一个窗口内多个包丢失的情况。具体来讲就是：Reno在收到一个新的数据的ACK时就退出了快速恢复状态了，而NewReno需要收到该窗口内所有数据包的确认后才会退出快速恢复状态，从而更一步提高吞吐量。SACK就是改变TCP的确认机制，最初的TCP只确认当前已连续收到的数据，SACK则把乱序等信息会全部告诉对方，从而减少数据发送方重传的盲目性。比如说序号1，2，3，5，7的数据收到了，那么普通的ACK只会确认序列号4，而SACK会把当前的5，7已经收到的信息在SACK选项里面告知对端，从而提高性能，当使用SACK的时候，NewReno算法可以不使用，因为SACK本身携带的信息就可以使得发送方有足够的信息来知道需要重传哪些包，而不需要重传 哪些包。

TCP/IP协议并不完全符合OSI的七层参考模型。传统的开放式系统互连参考模型，是一种通信协议的7层抽象的参考模型,其中每一层执行某一特定任务。该模型的目的是使各种硬件在相同的层次上相互通信。这7层是:物理层、数据链路层、网路层、传输层、话路层、表示层和应用层。 而TCP/IP通讯协议采用了4层的层级结构，每一层都呼叫它的下一层所提供的网络来完成自己的需求。这4层分别为：●应用层：应用程序间沟通的层，如简单电子邮件传输（SMTP）、文件传输协议（FTP）、网络远程访问协议（Telnet）等。●传输层：在此层中，它提供了节点间的数据传送服务，如传输控制协议（TCP）、用户数据报协议（UDP）等，TCP和UDP给数据包加入传输数据并把它传输到下一层中，这一层负责传送数据，并且确定数据已被送达并接收。●互连网络层：负责提供基本的数据封包传送功能，让每一块数据包都能够到达目的主机（但不检查是否被正确接收），如网际协议（IP）。●网络接口层：对实际的网络媒体的管理，定义如何使用实际网络（如Ethernet、SerialLine等）来传送数据。1、TCP/IP协议栈四层模型TCP/IP这个协议遵守一个四层的模型概念：应用层、传输层、互联层和网络接口层。网络接口层模型的基层是网络接口层。负责数据帧的发送和接收，帧是独立的网络信息传输单元。网络接口层将帧放在网上，或从网上把帧取下来。互联层互联协议将数据包封装成internet数据报，并运行必要的路由算法。这里有四个互联协议：网际协议IP：负责在主机和网络之间寻址和路由数据包。地址解析协议ARP：获得同一物理网络中的硬件主机地址。网际控制消息协议ICMP：发送消息，并报告有关数据包的传送错误。互联组管理协议IGMP：被IP主机拿来向本地多路广播路由器报告主机组成员。传输层传输协议在计算机之间提供通信会话。传输协议的选择根据数据传输方式而定。两个传输协议：传输控制协议TCP：为应用程序提供可靠的通信连接。适合于一次传输大批数据的情况。并适用于要求得到响应的应用程序。用户数据报协议UDP：提供了无连接通信，且不对传送包进行可靠的保证。适合于一次传输小量数据，可靠性则由应用层来负责。应用层应用程序通过这一层访问网络。网络接口技术IP使用网络设备接口规范NDIS向网络接口层提交帧。IP支持广域网和本地网接口技术。串行线路协议 TCP/IPG一般通过internet串行线路协议SLIP或点对点协议PPP在串行线上进行数据传送。(是不是我们平时把它称之为异步通信，对于要拿LINUX提供建立远程连接的朋友应该多研究一下这方面的知识)?