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（3）滑动窗口不一定只会向右移动。滑动窗口可以变大也可以变小。
（4）那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论.
六.滑动窗口（紧接上序）
刚才我们讨论了确认应答策略, 对每一个发送的数据段, 都要给一个ACK确认应答. 收到ACK后再发送下一个数据段。这样做有一个比较大的缺点, 就是性能较差. 尤其是数据往返的时间较长的时候
既然这样一发一收的方式性能较低, 那么我们一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能(其实是将多个段的等待时间重叠在一起了).
收到第一个ACK后, 滑动窗口向后移动, 继续发送第五个段的数据; 依次类推;
操作系统内核为了维护这个滑动窗口, 需要开辟 发送缓冲区 来记录当前还有哪些数据没有应答; 只有确认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉; 窗口越大, 则网络的吞吐率就越高;
（1）发送缓冲区结构
发送出去的数据，在没有得到"答案”（发送成功 / 发送失败）的情况下，必须被保留在发送缓冲区中，以便于支持超时重传。
（2）滑动窗口介绍
滑动窗口本质上是 发送缓冲区中一个部分的起始指针和结束指针，滑动窗口向右滑动本质就是指针的右移（这里虽然是int类型，只要它指向一个位置，网络里就叫他指针）
目的是让数据批量化发送，一发一收的方式性能较低, 我们一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能(其实是将多个段的等待时间重叠在一起了).
tcp的发送缓冲区其实是被设计成为环状结构的，所以不必担心滑动窗口越界
例如：这里客户端发送了4个报文，当客户端收到 2001 32位确认序号 的应答，表示1001~2001已传输成功，则start_index 会向右走
（3）滑动窗口不一定只会向右移动。滑动窗口可以变大也可以变小。
滑动窗口的大小由谁决定?——目前:是由对方的接受的能力决定!.我收到的TCP数据报头中的窗口大小!
滑动窗口正常情况是向右移动，说明对方接受能力稳定，我在发，对方也在取。如果对方不接收或16位窗口大小变小了，说明对方接受能力变小，滑动窗口会变小，即：start_index 会向右走，end_index不动；如果对方返回的16位窗口大小变大了，说明对方接受能力变大，滑动窗口会变大，即：start_index不动 ，end_index向右走。
（4）那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论.
①情况一: 数据包已经抵达, ACK被丢了.
这种情况下, 部分ACK丢了并不要紧, 因为可以通过后续的较大的ACK进行确认，只要大的到了，例如只要返回的ACK6001得到了，说明6001之前的数据都收到了，只不过丢失了部分应答而已;如果较大的ACK丢失，那就只能超时重传了
②情况二: 数据包就直接丢了."快重传"
活动窗口不会跳过没有确认成功的数据继续滑动
当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到 1001 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 "我想要的是 1001" 一样;
如果发送端主机连续三次收到了同样一个 "1001" 这样的应答, 就会将对应的数据 1001 - 2000 重新发送;
这个时候接收端收到了 1001 之后, 再次返回的ACK就是7001了(因为2001 - 7000)接收端其实之前就已经收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中;
这种机制被称为 "高速重发控制"(也叫 "快重传").
如何理解发送缓冲区发送完毕数据?
start_index向右移动而已，数据就从 “已经发送， 但是还没有得到响应结果的区域” 放到了“已经发送&&收到确认应答” 区域，不用做什么处理。
七.流量控制
接收端处理数据的速度是有限的. 如果发送端发的太快, 导致接收端的缓冲区被打满, 这个时候如果发送端继续发送,就会造成丢包, 继而引起丢包重传等等一系列连锁反应.因此TCP支持根据接收端的处理能力, 来决定发送端的发送速度. 这个机制就叫做流量控制(Flow Control);接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 "窗口大小" 字段, 通过ACK端通知发送端;窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐量越高;接收端一旦发现自己的缓冲区快满了, 就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端;发送端接受到这个窗口之后, 就会减慢自己的发送速度;如果接收端缓冲区满了, 就会将窗口置为0; 这时发送方不再发送数据, 但是需要定期发送一个窗口探测数据段, 使接收端把窗口大小告诉发送端
接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? 回忆我们的TCP首部中, 有一个16位窗口字段, 就是存放了窗口大小信息;
那么问题来了, 16位数字最大表示65535, 那么TCP窗口最大就是65535字节么?
实际上, TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M, 实际窗口大小是 窗口字段的值左移 M 位;
八.拥塞控制
1.网络拥塞：传输的网络数据太多，大量丟包——网络出现问题
2.怎么办?——慢启动 机制
虽然TCP有了滑动窗口这个大杀器, 能够高效可靠的发送大量的数据. 但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据, 仍然可能引发问题。因为网络上有很多的计算机, 可能当前的网络状态就已经比较拥堵. 在不清楚当前网络状态下, 贸然发送大量的数据,是很有可能引起雪上加霜的。
（不能重传——因为网络连接大量的发送方，网络出现问题则大部分发送方都丢包，如果这些发送方再都超时重传，则会让本就不堪重负的网络雪上加霜，让网络进一步瘫痪。）
TCP引入 慢启动 机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的网络拥堵状态, 再决定按照多大的速度传输数据;
此处引入一个概念程为拥塞窗口，定义：在拥塞窗口发送数据量以内不会拥塞，超过可能会引发拥塞问题。
发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1;
每次收到一个ACK应答, 拥塞窗口加1;
每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较, 取较小的值作为实际发送的窗口;
一次向目标主机发送数据的量= min(对方的接受能力,网络承受能力)
即： 滑动窗口的大小= min(对方的窗口大小，拥塞窗口)
像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. "慢启动" 只是指初使时慢, 但是增长速度非常快.
拥塞控制算法
为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍.
此处引入一个叫做慢启动的阈值
当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长
当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值;
在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来造成拥塞的窗口大小的一半, 同时拥塞窗口置回1;
少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传; 大量的丢包, 我们就认为网络拥塞;
当TCP通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升; 随着网络发生拥堵, 吞吐量会立刻下降;
拥塞控制, 归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方, 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案.
TCP拥塞控制这样的过程, 就好像 热恋的感觉
为何选择指数级增长：
指数增长前期慢，意味着前期都可以发送少量的数据，但增长速度快
指数增长前期慢+探路后，我们要尽快恢复网络通信的正常速度（网络出现拥塞，最想做什么?尽快恢复）
增长到一定程度，让拥塞窗口再大也没意义了，就让他正常的线性增长
九.延迟应答
发送方发送数据的发送能力——取决于活动窗口大小——取决于对方剩余空间的大小——取决于r上层能不能尽快取走数据
延迟应答：如果接收数据的主机立刻返回ACK应答, 这时候返回的窗口可能比较小，接收方就选择“等一等”的方式，在这一段时间内，上层可能会取走数据，则下一次发送方可以传大块数据了，这就叫延迟应答策略
例子：假设接收端缓冲区为1M. 一次收到了500K的数据; 如果立刻应答, 返回的窗口就是500K;
但实际上可能处理端处理的速度很快, 10ms之内就把500K数据从缓冲区消费掉了;
在这种情况下, 接收端处理还远没有达到自己的极限, 即使窗口再放大一些, 也能处理过来;
如果接收端稍微等一会再应答, 比如等待200ms再应答, 那么这个时候返回的窗口大小就是1M;
一定要记得, 窗口越大, 网络吞吐量就越大, 传输效率就越高. 我们的目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输
效率;
那么所有的包都可以延迟应答么? 肯定也不是;
数量限制: 每隔N个包就应答一次;
时间限制: 超过最大延迟时间就应答一次;
具体的数量和超时时间, 依操作系统不同也有差异; 一般N取2, 超时时间取200ms;
十.捎带应答——tcp应答真相
在延迟应答的基础上, 我们发现, 很多情况下, 客户端服务器在应用层也是 "一发一收" 的. 意味着客户端给服务器说
了 "How are you", 服务器也会给客户端回一个 "Fine, thank you";
那么这个时候ACK就可以搭顺风车，ACK和服务器回应的 "Fine, thank you" 一起回给客户端
即：四次挥手有概率会被压缩成三次回收，第二次ACK和FIN同时返回给客户端。（解释：当客户端向服务器发起断开连接请求FIN时，服务器需要返回ACK确认同时也正好想向客户端发起断开请求，则ACK和FIN同时返回给客户端。）
TCP小结
为什么TCP这么复杂? 因为要保证可靠性, 同时又尽可能的提高性能.
可靠性:
校验和：保证数据不会出现偏差，例如比特位翻转
序列号(按序到达)
确认应答（三.4.）
超时重发（四.5.）
连接管理（五.）
流量控制（七.）
拥塞控制（八.）
提高性能:
滑动窗口
快速重传（六.(4).②）
延迟应答
捎带应答
其他:
定时器(超时重传定时器, 保活定时器, TIME_WAIT定时器等)
十一.面向字节流
1.面向字节流
创建一个TCP的socket, 同时在内核中创建一个 发送缓冲区 和一个 接收缓冲区;
●调用write时, 数据会先写入发送缓冲区中;
●如果发送的字节数太长, 会被拆分成多个TCP的数据包发出;
●如果发送的字节数太短, 就会先在缓冲区里等待, 等到缓冲区长度差不多了, 或者其他合适的时机发送出去;
●接收数据的时候, 数据也是从网卡驱动程序到达内核的接收缓冲区;
●然后应用程序可以调用read从接收缓冲区拿数据;
●另一方面, TCP的一个连接, 既有发送缓冲区, 也有接收缓冲区, 那么对于这一个连接, 既可以读数据, 也可以写数据. 这个概念叫做 全双工
由于缓冲区的存在, TCP程序的读和写不需要一一匹配, 例如:
●写100个字节数据时, 可以调用一次write写100个字节, 也可以调用100次write, 每次写一个字节;
●读100个字节数据时, 也完全不需要考虑写的时候是怎么写的, 既可以一次read 100个字节, 也可以一次read一个字节, 重复100次;即：面向字节流是 发送数据的方式和数据的格式完全无关系。tcp是面向字节流的，不关心任何的数据格式，但是要正确使用这个数据，必须得有特定的格式!谁来解释这个格式呢？只能是应用层进行处理!（所以我们自定义了协议decode，encode这一系列操作）
2.粘包问题
首先要明确, 粘包问题中的 "包" , 是指的应用层的数据包.
在TCP的协议头中, 没有如同UDP一样的 "报文长度" 这样的字段, 但是有一个序号这样的字段.
站在传输层的角度, TCP是一个一个报文过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中.
站在应用层的角度, 看到的只是一串连续的字节数据.
那么应用程序看到了这么一连串的字节数据, 就不知道从哪个部分开始到哪个部分, 是一个完整的应用层数据包.
那么如何避免粘包问题呢? 归根结底就是一句话, 明确两个包之间的边界—定制协议.（一般如何解决? 明确报文和报文的边界! !）
例如http应用层协议，利用空行来做分隔符，读取到报头后，找到里面contend-length 字段再读取出有效载荷。
对于定长的包, 保证每次都按固定大小读取即可; 例如上面的Request结构, 是固定大小的, 那么就从缓冲
区从头开始按sizeof(Request)依次读取即可;
对于变长的包, 可以在包头的位置, 约定一个包总长度的字段, 从而就知道了包的结束位置;
对于变长的包, 还可以在包和包之间使用明确的分隔符(应用层协议, 是程序猿自己来定的, 只要保证分隔
符不和正文冲突即可);
思考: 对于UDP协议来说, 是否也存在 "粘包问题" 呢?
对于UDP, 如果还没有上层交付数据, UDP的报文长度仍然在. 同时, UDP是一个一个把数据交付给应用层. 就有很明确的数据边界.UDP报头是8字节定长，且16位UDP长度是整个报文长度，有效载荷长度UDP是知道的，UDP向应用层交付不会出现粘包问题；而tcp没有有效载荷字段，因为他自己也不知道有效载荷大小，只知道报头大小，交付时，去掉报头，剩下有效载荷只能通过上层应用层定的协议来得出真正的有效载荷
站在应用层的站在应用层的角度, 使用UDP的时候, 要么收到完整的UDP报文, 要么不收. 不会出现"半个"的情况.
3.TCP异常情况
进程终止: 进程终止会释放文件描述符, 仍然可以发送FIN. 和正常关闭没有什么区别.
机器重启: 和进程终止的情况相同.
机器掉电/网线断开: 接收端认为连接还在, 一旦接收端有写入操作, 接收端发现连接已经不在了, 就会进行reset. 即
使没有写入操作, TCP自己也内置了一个保活定时器, 会定期询问对方是否还在. 如果对方不在, 也会把连接释放.
另外, 应用层的某些协议, 也有一些这样的检测机制. 例如HTTP长连接中, 也会定期检测对方的状态. 例如QQ, 在QQ
断线之后, 也会定期尝试重新连接.
4.基于TCP应用层协议
HTTP
HTTPS
SSH
Telnet
FTP
SMTP
当然, 也包括你自己写TCP程序时自定义的应用层协议;