传输控制协议 TCP，把网际层不可靠的数据报传输服务（IP协议），转化为了可靠的面向连接的传输服务。
6.2.1 TCP服务模型
TCP 服务的特点：
- 面向连接的传输：传输前先建立连接，传输完毕后释放连接。
- 端到端通信(port - port)：TCP不支持广播和组播，只能是1对1的。
- 高可靠性：TCP段顺序到达，即使出现丢失也必然重传（逻辑上视为不会丢失）
- 全双工传输：发方和收方建立连接后，建立了对称的两条路径，可以实现双向传输。
- 采用字节流方式：以字节为单位，传输字节序列。
字节流方式：
todo
6.2.2 TCP数据传输机制
1.TCP的段结构
TCP用于大数据量传输，应用层把很长的报文交给传输层后，传输层将其分段，称为TCP报文段。
TCP报文段的结构如下图：
最大报文段长度, MSS
MSS(maximum segment size): TCP段的众多选项之一。
MSS 是：在某个TCP连接中，端系统(主机/网关)能够接收的TCP段的数据部分的最大长度。单位字节。
TCP在三次握手中，每一方都会建议对方：发来的TCP段采用建议的MSS值。如果对方不同意该期望值，则对方会采用默认值。(IPv4, 576-20-20 = 536 bytes, IPv6 = 1220)
同一连接中，不同方向的TCP段可以有不同的MSS值。
MSS 长度并不包括TCP段的头部长度，和，IP 分组的头部长度。
IP层具有一个与MSS相似的概念---MTU（Maximum Transfer Unit）。
下图反映了 MSS与MTU 的关系： 
MSS值太小或太大都不合适。
太小，例如MSS值只有1byte，那么为了传输这1byte数据，至少要消耗20字节IP头部+20字节TCP头部=40byte，这还不包括其二层头部所需要的开销，显然这种数据传输效率是很低的。
过大，导致分组封装很大，那么在IP传输中分片的可能性就会增大，接受方在处理分片包所消耗的资源和处理时间都会增大。如果分片在传输中还发生了重传，网络开销还会进一步增大。
因此合理的MSS是至关重要的。MSS的合理值应为保证分组不分片的最大值。对于以太网MSS可以达到1460byte.
RTT，往返时延
往返时延 RTT(Round-Trip Time) 或 RTD(Round-trip Delay Time) : 一个信号从源端到目的端的时间 + 该信号的应答信号从目的端返回源端的时间。
传输轮次：发出一个TCP段，收到一个TCP确认段。
6.2.6 TCP拥塞控制
从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD（the Additive-Increase/Multiplicative-Decrease)，即加法增大倍数减小。
AIMD原则可以较好地保证流之间的公平性，一旦某个连接出现丢包，那么立即将其 ssthresh 减半 将 cwnd退避到1 mss，给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个传输的公平性。
拥塞窗口 cwnd
拥塞窗口，cwnd, congestion window。
每个TCP连接中的发送方都有一个拥塞窗口，用于限制“待发而未确认的段”的数量。
拥塞窗口不等于TCP段中的win窗口——滑动窗口(rwnd)！
滑动窗口是由接收方维护的接收窗口，用于在ACK确认段中告知发送方：你还可以发送多少个报文段。
而拥塞窗口是发送方维护的发送窗口，它与接收方的滑动窗口和整个网络当前的拥塞状态都有关系。比如：有可能接收方的滑动窗口很大，但当前网络发生了拥塞，导致发送方的拥塞窗口（发送窗口）只能取很小的一个值。
发送方确定根据拥塞窗口和接收方的接收窗口，来确定发送窗口： \(发送方的发送窗口 = min(拥塞窗口 cwnd，接收方窗口 win)\)。
拥塞窗口会随着接收窗口、网络的拥塞状态而变化。
假设接收窗口足够大，发送方就会根据网络拥塞状况来调整拥塞窗口的大小：
- 只要网络没有出现拥塞，就把拥塞窗口增大一些，以便把更多的TCP段发送出去。
- 如果出现拥塞，就减小拥塞窗口，减少注入到网络中的TCP段。
尽管拥塞窗口的单位是字节，为了减少复杂度，理解算法的核心内容，讨论中的拥塞窗口数就用 MSS（Sender Max） 作为单位。
慢启动(Slow Start)，cwnd 指数增大
慢启动：TCP连接的几种拥塞控制策略之一。
发送方刚开始发送数据时，并不清楚网络当前的拥塞情况，如果立即注入大量TCP段到网络中就可能引起拥塞，较好的方法是由小到大逐渐增大发送窗口(即拥塞窗口)。
在开始时，设置 cwnd = MSS * 很小的倍数，假设为 1 MSS
在每收到一个确认段后，把拥塞窗口扩大一倍。（这里有很多细节，简单理解为翻倍即可）。
在发生下列事件前，拥塞窗口会迅速的增大，数据传输率也相应的增大。
但发生下列事件时，拥塞窗口就会减小：
- TCP段丢失(被中间节点丢弃，说明发生了拥塞）：此时就需要减少注入网络的负载。
- 接收方通知：接收窗口不允许继续发送了：调整拥塞窗口，甚至停发等待接收窗口变大。
- cwnd = ssthresh ，拥塞窗口达到慢启动门限了：停止慢启动过程（指数增大），进入拥塞避免阶段（线性增大）。
慢启动门限 ssthresh
慢启动的 cwnd 可以很快的增长，从而尽快最大程度的利用网络带宽，但 cwnd 不能一直无限增大，否则会发生拥塞。
TCP设置了一个变量：慢启动门限，ssthresh(slow start threshhold) 。
大多数TCP实现中，ssthresh = 65536 byte。
根据是否发生重传，来判断拥塞
TCP如何判断网络是否发生了拥塞呢？通过是否发生了重传来判断。
我们直到，重传可能发生在2种情况下：
- 段丢失：因为拥塞，中间节点资源不足，只能丢弃段。每一个发出的TCP段都有一个重传定时器(RTO,Retransmission Time Out)，若直到RTO超时都尚未收到ACK确认段，那么发方就应对该报文段进行重传。
- 段错误：因为位错误，无法通过校验，节点将其丢弃，不发ACK确认段，time out后导致重传。
在某些情况下，比如无线网络中，传输错误确实可能发生，但相对来说，现在的网络，尤其是有线网，错误率非常低，因此一旦发生重传，则可以理解为就是发生了拥塞。
事实上，除了超时，后面会讲到的3 ACK，也会导致重传，它同样属于拥塞。因此把 重传 视作拥塞。
cwnd>=ssthresh，进入拥塞避免(congestion avoidance)，cwnd 加法增大
一旦 cwnd >= ssthresh ，就结束慢启动阶段，进入拥塞避免阶段。
拥塞避免算法：
每次收到ACK确认段后，cwnd 只增加 1 个报文段的长度。
cwnd = cwnd + 1 MSS
( 具体实现有差异，有的版本是 cwnd = cwnd + 1mss / cwnd, 但都是线性递增的)
注意：
TCP连接中，发送方并不是从应用层每收到一个段就立即发送出去，而是可以积累到一定量后再发。
接收方也并不是每收到一个段，就立即发回ACK确认信息，同意可以对多个段只确认一次，只要ACK没有超时，这多个段就算接收成功了。
cwnd的值随着传输轮次线性增加，逐步调整发送窗口，在“最大化利用带宽”和“发生拥塞”之间寻找平衡点，避免了cwnd 增长过快导致网络拥塞很快发生的情况。
在拥塞避免阶段，随着 cwnd 的增大，最终也会发生拥塞，表现为确认段的超时，此时：
- ssthresh = cwnd / 2
- cwnd =1 MSS
- 开始慢启动阶段
快速重传, fast retransmit
通常情况下，TCP发送方使用一个计时器来识别段丢失：如果超过RTT时间没有收到该段的确认段，则认为该段已经丢失，应重传该段。
而快速重传则使得发送方无需等待RTT时间，即刻判断段丢失，从而更快的重传丢失段。
快速重传机制利用了TCP段的发方序列号和收方确认号的关系：
发方TCP段带有序列号 SEQ(sequence number)，收方确认段带有确认号ACK(acknowledgement number)。
确认号的意义：收方告知发方，“序列号 < 确认号”的所有段都已正确接收，期待发送“序列号=确认号”的段。
假设，收方收到SEQ=1的段，随即返回 ACK = SEQ + 1 = 2的确认段，通知发方：SEQ=1的段已经接收，请发送SEQ=ACK=2的段！
再假设，发方发出了SEQ=2,3,4的3个TCP段，却都因为拥塞在网络中丢失了，而随后SEQ=5,6的段却抵达了收方。
收方对SEQ=5的段发送确认段时，按照ACK的含义，只能令ACK=2(即SEQ=1已正确接收，期待发送SEQ=2的段)。同理，SEQ=6的段的确认段也只能令 ACK=2。
这样一来，发方就会收到2个“ACK=2的确认段”，即“重复的确认段”。
一旦出现这种情况，发方就可以判断出：SEQ=2的段丢失了！此时无需继续等待 SEQ=2的段的确认段超时，可以立即重发 SEQ=2的段，SEQ =3,4 的段同理。这就是快速重传！
在某些实现中，发方收到3个相同ACK的确认段，即可立即重传SEQ=ACK的段。
如果在任意阶段发生了段丢失，
注意：段丢失发生在慢开始阶段，或拥塞避免阶段，都会触发 TCP Tahoe/ Reno #### TCP Tahoe
- 快速重传丢失的段
- ssthresh = cwnd / 2
- cwnd = 1 MSS
- 开始慢启动
TCP Reno，快速恢复
- ssthresh = cwnd / 2
- cwnd = cwnd / 2 + 3 = ssthresh + 3
- 快速重传丢失的段
- cwnd = ssthresh
- 开始拥塞避免(线性递增 cwnd)
快速恢复的“数据报守恒”原则
快速恢复的思想是“数据包守恒”原则：
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。
如果能够严格按照此原则，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：
- 当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半(ssthresh = cwnd /2)，把cwnd设置为ssthresh的值加3 ( cwnd = cwnd /2 + 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。 - 如果再收到重复的ACK，拥塞窗口增加1(如果丢失的段后有多于3个段抵达收方，或者快速重传的段被确认了，就还会收到重复的ACK）。
- 当收到新的ACK确认段时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值(cwnd = ssthresh)。如果确认了新的段，说明快速重传的段已确认，进入拥塞避免状态。
实例讲解
下图中：
- 建立连接时，ssthresh = 16，cwnd = 1
- 点1之前是慢开始阶段，cwnd 增长很快，每经过一个轮次就翻倍，
- 当到达点1 时，进入拥塞避免，cwnd 每经过一个轮次加一，线性增长
- 到达点2时，网络发生拥塞，出现确认段 time out，此时将 ssthresh = cwnd /2 ，cwnd =1, 开始慢启动阶段，即点2-点3的阶段
- 点2-点3的慢启动阶段，cwnd 倍增，直到 cwnd >= ssthresh，
- 点3开始进入拥塞避免
- 点4，出现段丢失（可能是拥塞，也可能是网络错误，但都视为拥塞），此时采用快速恢复手段，ssthresh = cwnd /2, cwnd = cwnd +3, 快速重传丢失段，cwnd = ssthresh, 开始拥塞避免
- 点5，快速恢复后的拥塞避免阶段。
到达点2的时候，网络发生拥塞了，网络出现了超时。就将 ssthresh 设置为 cwnd 的一半，并将 cwnd 重新设置为1 ，重新开始慢开始算法。到点3 时，达到了阈值，继续采用了拥塞避免算法。
