TCP連接的建立與終止
1.三次握手
TCP是面向連接的，無論哪一方向另一方發送數據之前，都必須先在雙方之間建立一條連接。在TCP/IP協議中，TCP協議提供可靠的連接服務，連接是通過三次握手進行初始化的。三次握手的目的是同步連接雙方的序列號和確認號并交換 TCP窗口大小信息。
第一次握手：?建立連接。客戶端發送連接請求報文段，將SYN位置為1，Sequence Number為x；然后，客戶端進入SYN_SEND狀態，等待服務器的確認；
第二次握手：?服務器收到SYN報文段。服務器收到客戶端的SYN報文段，需要對這個SYN報文段進行確認，設置Acknowledgment Number為x+1(Sequence Number+1)；同時，自己自己還要發送SYN請求信息，將SYN位置為1，Sequence Number為y；服務器端將上述所有信息放到一個報文段（即SYN+ACK報文段）中，一并發送給客戶端，此時服務器進入SYN_RECV狀態；
第三次握手：?客戶端收到服務器的SYN+ACK報文段。然后將Acknowledgment Number設置為y+1，向服務器發送ACK報文段，這個報文段發送完畢以后，客戶端和服務器端都進入ESTABLISHED狀態，完成TCP三次握手。
為什么要三次握手？
為了防止已失效的連接請求報文段突然又傳送到了服務端，因而產生錯誤。
具體例子：“已失效的連接請求報文段”的產生在這樣一種情況下：client發出的第一個連接請求報文段并沒有丟失，而是在某個網絡結點長時間的滯留了，以致延誤到連接釋放以后的某個時間才到達server。本來這是一個早已失效的報文段。但server收到此失效的連接請求報文段后，就誤認為是client再次發出的一個新的連接請求。于是就向client發出確認報文段，同意建立連接。假設不采用“三次握手”，那么只要server發出確認，新的連接就建立了。由于現在client并沒有發出建立連接的請求，因此不會理睬server的確認，也不會向server發送數據。但server卻以為新的運輸連接已經建立，并一直等待client發來數據。這樣，server的很多資源就白白浪費掉了。采用“三次握手”的辦法可以防止上述現象發生。例如剛才那種情況，client不會向server的確認發出確認。server由于收不到確認，就知道client并沒有要求建立連接。”
2.四次揮手
當客戶端和服務器通過三次握手建立了TCP連接以后，當數據傳送完畢，肯定是要斷開TCP連接的啊。那對于TCP的斷開連接，這里就有了神秘的“四次分手”。
第一次分手：?主機1（可以使客戶端，也可以是服務器端），設置Sequence Number，向主機2發送一個FIN報文段；此時，主機1進入FIN_WAIT_1狀態；這表示主機1沒有數據要發送給主機2了；
第二次分手：?主機2收到了主機1發送的FIN報文段，向主機1回一個ACK報文段，Acknowledgment Number為Sequence Number加1；主機1進入FIN_WAIT_2狀態；主機2告訴主機1，我“同意”你的關閉請求；
第三次分手：?主機2向主機1發送FIN報文段，請求關閉連接，同時主機2進入LAST_ACK狀態；
第四次分手：?主機1收到主機2發送的FIN報文段，向主機2發送ACK報文段，然后主機1進入TIME_WAIT狀態；主機2收到主機1的ACK報文段以后，就關閉連接；此時，主機1等待2MSL后依然沒有收到回復，則證明Server端已正常關閉，那好，主機1也可以關閉連接了
為什么要四次分手？
TCP協議是一種面向連接的、可靠的、基于字節流的運輸層通信協議。TCP是全雙工模式，這就意味著，當主機1發出FIN報文段時，只是表示主機1已經沒有數據要發送了，主機1告訴主機2，它的數據已經全部發送完畢了；但是，這個時候主機1還是可以接受來自主機2的數據；當主機2返回ACK報文段時，表示它已經知道主機1沒有數據發送了，但是主機2還是可以發送數據到主機1的；當主機2也發送了FIN報文段時，這個時候就表示主機2也沒有數據要發送了，就會告訴主機1，我也沒有數據要發送了，之后彼此就會愉快的中斷這次TCP連接。
為什么要等待2MSL？
MSL：報文段最大生存時間，它是任何報文段被丟棄前在網絡內的最長時間。原因有二：
保證TCP協議的全雙工連接能夠可靠關閉
保證這次連接的重復數據段從網絡中消失
第一點：如果主機1直接CLOSED了，那么由于IP協議的不可靠性或者是其它網絡原因，導致主機2沒有收到主機1最后回復的ACK。那么主機2就會在超時之后繼續發送FIN，此時由于主機1已經CLOSED了，就找不到與重發的FIN對應的連接。所以，主機1不是直接進入CLOSED，而是要保持TIME_WAIT，當再次收到FIN的時候，能夠保證對方收到ACK，最后正確的關閉連接。
第二點：如果主機1直接CLOSED，然后又再向主機2發起一個新連接，我們不能保證這個新連接與剛關閉的連接的端口號是不同的。也就是說有可能新連接和老連接的端口號是相同的。一般來說不會發生什么問題，但是還是有特殊情況出現：假設新連接和已經關閉的老連接端口號是一樣的，如果前一次連接的某些數據仍然滯留在網絡中，這些延遲數據在建立新連接之后才到達主機2，由于新連接和老連接的端口號是一樣的，TCP協議就認為那個延遲的數據是屬于新連接的，這樣就和真正的新連接的數據包發生混淆了。所以TCP連接還要在TIME_WAIT狀態等待2倍MSL，這樣可以保證本次連接的所有數據都從網絡中消失。
九、TCP流量控制
如果發送方把數據發送得過快，接收方可能會來不及接收，這就會造成數據的丟失。所謂流量控制就是讓發送方的發送速率不要太快，要讓接收方來得及接收。
利用滑動窗口機制可以很方便地在TCP連接上實現對發送方的流量控制。
設A向B發送數據。在連接建立時，B告訴了A：“我的接收窗口是 rwnd = 400 ”(這里的 rwnd 表示 receiver window) 。因此，發送方的發送窗口不能超過接收方給出的接收窗口的數值。請注意，TCP的窗口單位是字節，不是報文段。假設每一個報文段為100字節長，而數據報文段序號的初始值設為1。大寫ACK表示首部中的確認位ACK，小寫ack表示確認字段的值ack。
從圖中可以看出，B進行了三次流量控制。第一次把窗口減少到 rwnd = 300 ，第二次又減到了 rwnd = 100 ，最后減到 rwnd = 0 ，即不允許發送方再發送數據了。這種使發送方暫停發送的狀態將持續到主機B重新發出一個新的窗口值為止。B向A發送的三個報文段都設置了 ACK = 1 ，只有在ACK=1時確認號字段才有意義。
TCP為每一個連接設有一個持續計時器(persistence timer)。只要TCP連接的一方收到對方的零窗口通知，就啟動持續計時器。若持續計時器設置的時間到期，就發送一個零窗口控測報文段（攜1字節的數據），那么收到這個報文段的一方就重新設置持續計時器。
十、TCP擁塞控制
1.慢開始和擁塞避免
發送方維持一個擁塞窗口 cwnd ( congestion window )的狀態變量。擁塞窗口的大小取決于網絡的擁塞程度，并且動態地在變化。發送方讓自己的發送窗口等于擁塞窗口。
發送方控制擁塞窗口的原則是：只要網絡沒有出現擁塞，擁塞窗口就再增大一些，以便把更多的分組發送出去。但只要網絡出現擁塞，擁塞窗口就減小一些，以減少注入到網絡中的分組數。
慢開始算法：
當主機開始發送數據時，如果立即所大量數據字節注入到網絡，那么就有可能引起網絡擁塞，因為現在并不清楚網絡的負荷情況。因此，較好的方法是 先探測一下，即由小到大逐漸增大發送窗口，也就是說，由小到大逐漸增大擁塞窗口數值。
通常在剛剛開始發送報文段時，先把擁塞窗口 cwnd 設置為一個最大報文段MSS的數值。而在每收到一個對新的報文段的確認后，把擁塞窗口增加至多一個MSS的數值。用這樣的方法逐步增大發送方的擁塞窗口 cwnd ，可以使分組注入到網絡的速率更加合理。
每經過一個傳輸輪次，擁塞窗口 cwnd 就加倍。一個傳輸輪次所經歷的時間其實就是往返時間RTT。不過“傳輸輪次”更加強調：把擁塞窗口cwnd所允許發送的報文段都連續發送出去，并收到了對已發送的最后一個字節的確認。
另，慢開始的“慢”并不是指cwnd的增長速率慢，而是指在TCP開始發送報文段時先設置cwnd=1，使得發送方在開始時只發送一個報文段（目的是試探一下網絡的擁塞情況），然后再逐漸增大cwnd。
為了防止擁塞窗口cwnd增長過大引起網絡擁塞，還需要設置一個慢開始門限ssthresh狀態變量。慢開始門限ssthresh的用法如下：
- 當 cwnd < ssthresh 時，使用上述的慢開始算法。
- 當 cwnd > ssthresh 時，停止使用慢開始算法而改用擁塞避免算法。
- 當 cwnd = ssthresh 時，既可使用慢開始算法，也可使用擁塞控制避免算法。擁塞避免
讓擁塞窗口cwnd緩慢地增大，即每經過一個往返時間RTT就把發送方的擁塞窗口cwnd加1，而不是加倍。這樣擁塞窗口cwnd按線性規律緩慢增長，比慢開始算法的擁塞窗口增長速率緩慢得多。
論在慢開始階段還是在擁塞避免階段，只要發送方判斷網絡出現擁塞（其根據就是沒有收到確認），就要把慢開始門限ssthresh設置為出現擁塞時的發送 方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把擁塞窗口cwnd重新設置為1，執行慢開始算法。
這樣做的目的就是要迅速減少主機發送到網絡中的分組數，使得發生 擁塞的路由器有足夠時間把隊列中積壓的分組處理完畢。
如下圖，用具體數值說明了上述擁塞控制的過程。現在發送窗口的大小和擁塞窗口一樣大。
2.快重傳和快恢復
快重傳
快重傳算法首先要求接收方每收到一個失序的報文段后就立即發出重復確認（為的是使發送方及早知道有報文段沒有到達對方）而不要等到自己發送數據時才進行捎帶確認。
接收方收到了M1和M2后都分別發出了確認。現在假定接收方沒有收到M3但接著收到了M4。
顯然，接收方不能確認M4，因為M4是收到的失序報文段。根據 可靠傳輸原理，接收方可以什么都不做，也可以在適當時機發送一次對M2的確認。
但按照快重傳算法的規定，接收方應及時發送對M2的重復確認，這樣做可以讓 發送方及早知道報文段M3沒有到達接收方。發送方接著發送了M5和M6。接收方收到這兩個報文后，也還要再次發出對M2的重復確認。這樣，發送方共收到了 接收方的四個對M2的確認，其中后三個都是重復確認。
快重傳算法還規定，發送方只要一連收到三個重復確認就應當立即重傳對方尚未收到的報文段M3，而不必 繼續等待M3設置的重傳計時器到期。
由于發送方盡早重傳未被確認的報文段，因此采用快重傳后可以使整個網絡吞吐量提高約20%。
快恢復
與快重傳配合使用的還有快恢復算法，其過程有以下兩個要點：
- 當發送方連續收到三個重復確認，就執行“乘法減小”算法，把慢開始門限ssthresh減半。
- 與慢開始不同之處是現在不執行慢開始算法（即擁塞窗口cwnd現在不設置為1），而是把cwnd值設置為慢開始門限ssthresh減半后的數值，然后開始執行擁塞避免算法（“加法增大”），使擁塞窗口緩慢地線性增大。
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