计算机网络（1）概述
计算机网络（2）物理层
计算机网络（3）数据链路层
计算机网络（4）网络层
传输层协议概述
传输层向它上面的应用层提供通信服务 ，它属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层。当网络的边缘部分中的两个主机使用网络的核心部分的功能进行端到端的通信时，只有主机的协议栈才有传输层，而网络核心部分中的路由器在转发分组时都只用到下三层的功能。
从IP层来说，通信的两端是两个主机。IP数据报的首部明确地标志了这两个主机的IP地址。但“两个主机之间的通信”这种说法还不够清楚。这是因为，真正进行通信的实体是在主机中的进程，是这个主机中的一个进程和另一个主机中的一个进程在交换数据（即通信）。因此严格地讲，两个主机进行通信就是两个主机中的 应用进程互相通信 。IP协议虽然能把分组送到目的主机，但是这个分组还停留在主机的网络层而没有交付主机中的应用进程。从传输层的角度看，通信的真正端点并不是主机而是主机中的进程 。也就是说，端到端的通信 是应用进程之间的通信。
传输层有一个很重要的功能—— 复用 (multiplexing)和 分用 (demultiplexing)。这里的“复用”是指在发送方不同的应用进程都可以使用同一个传输层协议传送数据（当然需要加上适当的首部），而“分用”是指接收方的传输层在剥去报文的首部后能够把这些数据正确交付目的应用进程。
“ 传输层提供应用进程间的逻辑通信 ”。“逻辑通信”的意思是：从应用层来看，只要把应用层报文交给下面的运输层，运输层就可以把这报文传送到对方的运输层（那怕双方相距很远，例如几千公里），好像这种通信就是沿水平方向直接传送数据。但事实上这两个运输层之间并没有一条水平方向的物理连接。数据的传送是沿着图中的虚线方向（经过多个层次）传送的 。“逻辑通信”的意思是“好像是这样通信，但事实上并非真的这样通信”。
网络层是为主机之间提供逻辑通信，而传输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。
传输层还要对收到的报文进行 差错检测 。
传输层向高层用户屏蔽了下面网络核心的细节（如网络拓扑、所采用的路由选择协议等），它使应用进程看见的就是好像在两个传输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道 ，但这条逻辑通信信道对上层的表现却因传输层使用的不同协议而有很大的差别。当传输层 采用面向连接的TCP协议时，尽管下面的网络是不可靠的（只提供尽最大努力服务），但这种逻辑通信信道就相当于 一条全双工的可靠信道 。但当传输层采用 无连接的UDP协议 时，这种逻辑通信信道仍然是一条 不可靠信道 。
传输层的端口
应用层所有的应用进程都可以通过传输层再传送到IP层（网络层），这就是 复用 。传输层从IP层收到数据后必须交付指明的应用进程。这就是 分用 。给应用层的每个应用进程赋予一个非常明确的标志是至关重要的。
在传输层使用 协议端口号 (protocol port number)，或通常简称为 端口 (port)。这就是说，虽然通信的终点是应用进程，但我们只要把要传送的报文交到目的主机的某一个合适的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的进程）就由TCP来完成。
这种 在协议栈层间的抽象的协议端口是软件端口 ，和路由器或交换机上的硬件端口是完全不同的概念。硬件端口是 不同硬件设备 进行交互的接口，而 软件端口是应用层的各种协议进程与运输实体进行层间交互的一种地址 。不同的系统具体实现端口的方法可以是不同的（取决于系统使用的操作系统）
传输层的端口号共分为下面的两大类。
(1) 服务器端使用的端口号 这里又分为两类，最重要的一类叫做 熟知端口号 (well-known port number)或 系统端口号 ，数值为0～1023。这些数值可在网址www.iana.org查到。IANA把这些端口号指派给了TCP/IP最重要的一些应用程序，让所有的用户都知道。当一种新的应用程序出现后，IANA必须为它指派一个熟知端口，否则因特网上的其他应用进程就无法和它进行通信。下表给出一些常用的熟知端口号：
另一类叫做 登记端口号 ，数值为1024～49151。这类端口号是为没有熟知端口号的应用程序使用的。使用这类端口号必须在IANA按照规定的手续登记，以防止重复。
(2) 客户端使用的端口号 数值为49152～65535。由于这类端口号仅在客户进程运行时才动态选择，因此又叫做 短暂端口号 。这类端口号是留给客户进程选择暂时使用。当服务器进程收到客户进程的报文时，就知道了客户进程所使用的端口号，因而可以把数据发送给客户进程。通信结束后，刚才已使用过的客户端口号就不复存在，这个端口号就可以供其他客户进程使用。
用户数据报协议UDP
UDP概述
用户数据报协议UDP只在IP的数据报服务之上增加了很少一点的功能，这就是复用和分用的功能以及差错检测的功能。
(1) UDP是 无连接 的，即发送数据之前不需要建立连接（当然，发送数据结束时也没有连接可释放），因此减少了开销和发送数据之前的时延。
(2) UDP使用 尽最大努力交付 ，即不保证可靠交付，因此主机不需要维持复杂的连接状态表（这里面有许多参数）。
(3) UDP是 面向报文 的。发送方的UDP对应用程序交下来的报文，在添加首部后就向下交付IP层。UDP对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是 保留这些报文的边界 。这就是说，应用层交给UDP多长的报文，UDP就照样发送，即一次发送一个报文，如图所示。在接收方的UDP，对IP层交上来的UDP用户数据报，在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程。也就是说，UDP一次交付一个完整的报文。因此，应用程序必须选择合适大小的报文。若报文太长，UDP把它交给IP层后，IP层在传送时可能要进行分片，这会降低IP层的效率。反之，若报文太短，UDP把它交给IP层后，会使IP数据报的首部的相对长度太大，这也降低了IP层的效率。
(4) UDP 没有拥塞控制 ，因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用是很重要的。
(5) UDP 支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信 。
(6) UDP的 首部开销小 ，只有8个字节，比TCP的20个字节的首部要短。
UDP的首部格式
用户数据报UDP有两个字段：数据字段 和 首部字段 。首部字段很简单，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。
(1) 源端口 源端口号。在需要对方回信时选用。不需要时可用全0。
(2) 目的端口 目的端口号。这在终点交付报文时必须要使用到。
(3) 长度 UDP用户数据报的长度，其最小值是8（仅有首部）。
(4) 检验和 检测UDP用户数据报在传输中是否有错。有错就丢弃。
当运输层从IP层收到UDP数据报时，就根据首部中的目的端口，把UDP数据报通过相应的端口，上交最后的终点——应用进程。
如果接收方UDP发现收到的报文中的目的端口号不正确（即不存在对应于该端口号的应用进程），就丢弃该报文，并由网际控制报文协议ICMP发送“端口不可达”差错报文给发送方。
UDP用户数据报首部中检验和的计算方法有些特殊。在计算检验和时，要在UDP用户数据报之前增加12个字节的 伪首部 。所谓“伪首部”是因为这种伪首部并不是UDP用户数据报真正的首部。只是在计算检验和时，临时添加在UDP用户数据报前面，得到一个临时的UDP用户数据报。检验和就是按照这个临时的UDP用户数据报来计算的。伪首部既不向下传送也不向上递交，而仅仅是为了计算检验和。
UDP计算检验和的方法和计算IP数据报首部检验和的方法相似。但不同的是：IP数据报的检验和只检验IP数据报的首部，但UDP的检验和是 把首部和数据部分一起都检验 。在发送方，首先是先把全零放入检验和字段。再把伪首部以及UDP用户数据报看成是由许多16位的字串接起来。若UDP用户数据报的数据部分不是偶数个字节，则要填入一个全零字节（但此字节不发送）。然后按二进制反码计算出这些16位字的和。将此和的二进制反码写入检验和字段后，就发送这样的UDP用户数据报。在接收方，把收到的UDP用户数据报连同伪首部（以及可能的填充全零字节）一起，按二进制反码求这些16位字的和。当无差错时其结果应为全1。否则就表明有差错出现，接收方就应丢弃这个UDP用户数据报（也可以上交给应用层，但附上出现了差错的警告）。
这样的检验和，既检查了UDP用户数据报的源端口号和目的端口号以及UDP用户数据报的数据部分，又检查了IP数据报的源IP地址和目的地址。
传输控制协议TCP
TCP最主要的特点：
(1) TCP是面向连接的运输层协议。
这就是说，应用程序在使用TCP协议之前，必须先建立TCP连接。在传送数据完毕后，必须释放已经建立的TCP连接。
(2) 每一条TCP连接只能有 两个端点 (endpoint)，每一条TCP连接只能是 点对点 的（一对一）。
(3) TCP提供 可靠交付 的服务。通过TCP连接传送的数据，无差错、不丢失、不重复、并且按序到达。
(4) TCP提供 全双工通信 。
TCP允许通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据。TCP连接的两端都设有发送缓存和接收缓存，用来临时存放双向通信的数据。在发送时，应用程序在把数据传送给TCP的缓存后，就可以做自己的事，而TCP在合适的时候把数据发送出去。在接收时，TCP把收到的数据放入缓存，上层的应用进程在合适的时候读取缓存中的数据。
(5) 面向字节流 。
TCP中的“ 流 ”(stream)指的是 流入到进程或从进程流出的字节序列 。“面向字节流”的含义是：虽然应用程序和TCP的交互是一次一个数据块（大小不等），但TCP把应用程序交下来的数据看成仅仅是一连串的无结构的字节流。TCP并不知道所传送的字节流的含义。TCP不保证接收方应用程序所收到的数据块和发送方应用程序所发出的数据块具有对应大小的关系。但接收方应用程序收到的字节流必须和发送方应用程序发出的字节流完全一样。当然，接收方的应用程序必须有能力识别收到的字节流，把它还原成有意义的应用层数据。
在实际的网络中，一个TCP报文段包含上千个字节是很常见的，而图中的各部分都只画出了几个字节，这仅仅是为了更方便地说明“面向字节流”的概念。
另一点很重要的是：图5-8中的TCP连接是一条 虚连接（也就是 逻辑连接 ）而不是一条真正的物理连接。TCP报文段先要传送到IP层，加上IP首部后，再传送到数据链路层。再加上数据链路层的首部和尾部后，才离开主机发送到物理链路。
TCP的连接
每一条TCP连接有两个 端点 。
TCP连接的端点不是主机，不是主机的IP地址，不是应用进程，也不是传输层的协议端口，TCP连接的端点叫做 套接字 (socket)或 插口 。
端口号 拼接到 (contatenated with) IP地址即构成了套接字。因此，套接字的表示方法是在点分十进制的IP地址后面写上端口号，中间用冒号或逗号隔开。
每一条TCP连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定。 即：
这里IP1和IP2分别是两个端点主机的IP地址，而port1和port2分别是两个端点主机中的端口号。TCP连接的两个套接字就是socket1和socket2。
TCP 连接的端点是个很抽象的套接字，即（IP 地址：端口号）。
同一个IP地址可以有多个不同的TCP连接，而同一个端口号也可以出现在多个不同的TCP连接中。
允许应用程序访问连网协议的 应用编程接口API (Application ProgrammingInterface)，即运输层和应用层之间的一种接口，称为socket API, 并简称为socket。
可靠传输的工作原理
停止等待协议
全双工通信的双方既是发送方也是接收方。
为了讨论问题的方便，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 。因为这里是讨论可靠传输的原理，因此把传送的数据单元都称为分组，而并不考虑数据是在哪一个层次上传送的。
“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。
无差错情况
A发送分组M1，发完就暂停发送，等待B的确认。
B收到了M1就向A发送确认。
A在收到了对M1的确认后，就再发送下一个分组M2。
同样，在收到B对M2的确认后，再发送M3。
出现差错
可靠传输协议是这样设计的：A只要超过了一段时间仍然没有收到确认，就认为刚才发送的分组丢失了，因而重传前面发送过的分组。这就叫做 超时重传 。
要实现超时重传，就要在每发送完一个分组设置一个超时计时器。如果在超时计时器到期之前收到了对方的确认，就撤销已设置的超时计时器。其实在图(a)中，A为每一个已发送的分组都设置了一个超时计时器。但A只要在超时计时器到期之前收到了相应的确认，就撤销该超时计时器。为简单起见，这些细节在图(a)中都省略了。
确认丢失和确认迟到
B所发送的对M1的确认丢失了。A在设定的超时重传时间内没有收到确认，但并无法知道是自己发送的分组出错、丢失，或者是B发送的确认丢失了。因此A在超时计时器到期后就要重传M1。现在应注意B的动作。假定B又收到了重传的分组M1。这时应采取两个行动。
第一，丢弃这个重复的分组 M1，不向上层交付。
第二，向 A 发送确认 。不能认为已经发送过确认就不再发送，因为A之所以重传M1就表示A没有收到对M1的确认。
图(b)也是一种可能出现的情况。传输过程中没有出现差错，但B对分组M1的确认迟到了。A会收到重复的确认。对重复的确认的处理很简单：收下后就丢弃。B仍然会收到重复的M1，并且同样要丢弃重复的M1，并重传确认分组。
像上述的这种可靠传输协议常称为 自动重传请求 ARQ (Automatic RepeatreQuest)。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。
信道利用率
为了提高传输效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用流水线传输。
流水线传输就是发送方可连续发送多个分组，不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认。这样可使信道上一直有数据不间断地在传送。显然，这种传输方式可以获得很高的信道利用率。
当使用流水线传输时，就要使用的 连续ARQ协议 和 滑动窗口协议 。
连续ARQ协议
图(a)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。图(b)表示发送方收到了对第1个分组的确认，于是把发送窗口向前移动一个分组的位置。如果原来已经发送了前5个分组，那么现在就可以发送窗口内的第6个分组了。
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 ，这就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。
累积确认有优点也有缺点。
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已经正确收到的所有分组的信息。
TCP报文段的首部格式
TCP虽然是面向字节流的，但TCP传送的数据单元却是报文段。一个TCP报文段分为首部和数据两部分，而TCP的全部功能都体现在它首部中各字段的作用。
TCP报文段首部的前20个字节是固定的，后面有4n字节是根据需要而增加的选项(n是整数)。因此TCP首部的最小长度是20字节。
首部固定部分各字段的意义如下：
(1) 源端口 和 目的端口 各占2个字节，分别写入源端口号和目的端口号。和前面图5-6所示的UDP的分用相似，TCP的分用功能也是通过端口实现的。
(2) 序号 占4字节。序号范围是[0, 2 ^32 - 1]，共2 ^32（即4 294 967 296）个序号。序号增加到2 ^32 - 1后，下一个序号就又回到0。序号使用mod 2 ^32运算。TCP是面向字节流的。在一个TCP连接中传送的字节流中的 **每一个字节都按顺序编号。**首部中的序号字段值则指的是 本报文段 所发送的数据的第一个字节的序号。
(3) 确认号 占4字节，是期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号。
若确认号 = N，则表明：到序号N - 1为止的所有数据都已正确收到。
(4) 数据偏移 占4位，它指出TCP报文段的数据起始处距离TCP报文段的起始处有多远。这个字段实际上是指出TCP报文段的首部长度。
(5) 保留 占6位，保留为今后使用，但目前应置为0。
TCP可靠传输的实现
假定数据传输只在一个方向进行 ，即A发送数据，B给出确认。这样的好处是使讨论限于两个窗口，即发送方A的发送窗口和接收方B的接收窗口。如果再考虑B也向A发送数据，那么还要增加A的接收窗口和B的发送窗口。
以字节为单位的滑动窗口
TCP的滑动窗口是以字节为单位的。
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。凡是已经发送过的数据，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。
发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。显然，窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多的数据，因而可能获得更高的传输效率。但接收方必须来得及处理这些收到的数据。
发送窗口后沿的后面部分表示已发送且已收到了确认。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。
发送窗口的位置由窗口前沿和后沿的位置共同确定。发送窗口后沿的变化情况有两种可能，即不动（没有收到新的确认）和前移（收到了新的确认）。发送窗口后沿不可能向后移动，因为不能撤销掉已收到的确认。发送窗口前沿通常是不断向前移动，但也有可能不动。这对应于两种情况：一是没有收到新的确认，对方通知的窗口大小也不变；二是收到了新的确认但对方通知的窗口缩小了，使得发送窗口前沿正好不动。
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）表示已发送但未收到确认。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。
要描述一个发送窗口的状态需要三个指针：P1，P2和P3。指针都指向字节的序号。这三个指针指向的几个部分的意义如下：
小于P1的是已发送并已收到确认的部分，而大于P3的是不允许发送的部分。
P3 - P1 = A的发送窗口（又称为 通知窗口 ）
P2 - P1 = 已发送但尚未收到确认的字节数
P3 - P2 = 允许发送但尚未发送的字节数（又称为 可用窗口 或 有效窗口 ）
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，并且已经交付主机了。因此在B可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31～50）是允许接收的。在图中，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），而不能是32或33。
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，只能先暂存在接收窗口中。A收到B的确认后，就可以把发送窗口向前滑动3个序号，但指针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。
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的发送窗口已满，可用窗口已减小到零，因此必须停止发送。请注意，存在下面这种可能性，就是发送窗口内所有的数据都已正确到达B，B也早已发出了确认。但不幸的是，所有这些确认都滞留在网络中。在没有收到B的确认时，A不能猜测：“或许B收到了吧！”为了保证可靠传输，A只能认为B还没有收到这些数据。于是，A在经过一段时间后（由超时计时器控制）就重传这部分数据，重新设置超时计时器，直到收到B的确认为止。如果A收到确认号落在发送窗口内，那么A就可以使发送窗口继续向前滑动，并发送新的数据。
超时重传时间的选择
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：
在上式中，0 ≤ α < 1。若 α很接近于零，表示新的RTTS值和旧的RTTS值相比变化不大，而对新的RTT样本影响不大(RTT值更新较慢)。若选择 α接近于1，则表示新的RTTS值受新的RTT样本的影响较大(RTT值更新较快)。
选择确认SACK
TCP的接收方在接收对方发送过来的数据字节流的序号不连续，结果就形成了一些不连续的字节块（如图所示）。可以看出，序号1～1000收到了，但序号1001～1500没有收到。接下来的字节流又收到了，可是又缺少了3001～3500。再后面从序号4501起又没有收到。也就是说，接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。
和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：左边界和右边界。因此在图中用四个指针标记这些边界。请注意，第一个字节块的左边界L1 =1501，但右边界R1 = 3001而不是3000。这就是说，左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减1才是字节块中的最后一个序号。同理，第二个字节块的左边界L2 = 3501，而右边界R2 = 4501。
TCP的流量控制
利用滑动窗口实现流量控制
所谓 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。
设A向B发送数据。在连接建立时，B告诉了A：“我的接收窗口rwnd = 400”（这里rwnd表示receiver window）。因此，发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值 。请注意，TCP的 窗口单位是字节，不是报文段 。TCP连接建立时的窗口协商过程在图中没有显示出来。再设每一个报文段为100字节长，而数据报文段序号的初始值设为1（见图中第一个箭头上面的序号seq = 1。图中右边的注释可帮助理解整个的过程）。请注意，图中箭头上面大写ACK表示首部中的确认位ACK，小写ack表示确认字段的值。
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。
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。
考虑一种情况。在图中，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。
为了解决这个问题，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字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。如果窗口仍然是零，那么收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。如果窗口不是零，那么死锁的僵局就可以打破了。
必须考虑传输效率
在TCP的实现中广泛使用Nagle算法。算法如下：若发送应用进程把要发送的数据逐个字节地送到TCP的发送缓存，则发送方就把第一个数据字节先发送出去，把后面到达的数据字节都缓存起来。当发送方收到对第一个数据字符的确认后，再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文段发送出去，同时继续对随后到达的数据进行缓存。只有在收到对前一个报文段的确认后才继续发送下一个报文段。当数据到达较快而网络速率较慢时，用这样的方法可明显地减少所用的网络带宽。Nagle算法还规定，当到达的数据已达到发送窗口大小的一半或已达到报文段的最大长度时，就立即发送一个报文段。这样做，就可以有效地提高网络的吞吐量。
另一个问题叫做糊涂窗口综合症(silly window syndrome)，有时也会使TCP的性能变坏。设想一种情况：TCP接收方的缓存已满，而交互式的应用进程一次只从接收缓存中读取1个字节（这样就使接收缓存空间仅腾出1个字节），然后向发送方发送确认，并把窗口设置为1个字节（但发送的数据报是40字节长）。接着，发送方又发来1个字节的数据（请注意，发送方发送的IP数据报是41字节长）。接收方发回确认，仍然将窗口设置为1个字节。这样进行下去，使网络的效率很低。
要解决这个问题，可以让接收方等待一段时间，使得或者接收缓存已有足够空间容纳一个最长的报文段，或者等到接收缓存已有一半空闲的空间。只要出现这两种情况之一，接收方就发出确认报文，并向发送方通知当前的窗口大小。此外，发送方也不要发送太小的报文段，而是把数据积累成足够大的报文段，或达到接收方缓存的空间的一半大小。
TCP的拥塞控制
拥塞控制的一般原理
在计算机网络中的链路容量（即带宽）、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络的资源。在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种情况就叫做 拥塞 (congestion)。
拥塞控制与流量控制的关系密切，它们之间也存在着一些差别。所谓 拥塞控制 就是 防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载 。拥塞控制所要做的都有一个前提，就是 网络能够承受现有的网络负荷 。拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。但TCP连接的端点只要迟迟不能收到对方的确认信息，就猜想在当前网络中的某处很可能发生了拥塞，但这时却无法知道拥塞到底发生在网络的何处，也无法知道发生拥塞的具体原因。
流量控制往往指点对点通信量的控制 ，是个 端到端 的问题（接收端控制发送端）。流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。
拥塞控制是很难设计的，因为它是一个 动态的（而不是静态的）问题。
从大的方面看，可以分为 开环控制 和 闭环控制 两种方法。
开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。但一旦整个系统运行起来，就不再中途进行改正了。
闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：
(1) 监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。
(2) 把拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。
(3) 调整网络系统的运行以解决出现的问题。
几种拥塞控制方法
拥塞控制主要的四种算法，即 慢开始 (slow-start)、拥塞避免 (congestion avoidance)、快重传 (fast retransmit)和快恢复 (fast recovery)。
为了集中精力讨论拥塞控制，假定：
(1) 数据是单方向传送，而另一个方向只传送确认。
(2) 接收方总是有足够大的缓存空间，因而发送窗口的大小由网络的拥塞程度来决定。
慢开始和拥塞避免
发送方维持一个叫做 拥塞窗口 cwnd (congestion window)的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口 。
发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。
慢开始 算法的思路是这样的。当主机开始发送数据时，如果立即把大量数据字节注入到网络，那么就有可能引起网络拥塞，因为现在并不清楚网络的负荷情况。经验证明，较好的方法是先探测一下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就是说，由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。通常在刚刚开始发送报文段时，先把拥塞窗口cwnd设置为一个最大报文段MSS的数值。而在每收到一个对新的报文段的确认后，把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。
在一开始发送方先设置cwnd = 1，发送第一个报文段M1，接收方收到后确认M1。发送方收到对M1的确认后，把cwnd从1增大到2，于是发送方接着发送M2和M3两个报文段。接收方收到后发回对M2和M3的确认。发送方每收到一个 对新报文段的确认（重传的不算在内）就使发送方的拥塞窗口加1，因此发送方在收到两个确认后，cwnd就从2增大到4，并可发送M4～M7共4个报文段（见图5-24）。因此使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次 (transmission round)，拥塞窗口cwnd就加倍。
慢开始的“慢”并不是指cwnd的增长速率慢，而是指在TCP开始发送报文段时先设置cwnd = 1，使得发送方在开始时只发送一个报文段（目的是试探一下网络的拥塞情况），然后再逐渐增大cwnd。
为了防止拥塞窗口cwnd增长过大引起网络拥塞，还需要设置一个 慢开始门限 ssthresh状态变量（如何设置ssthresh，后面还要讲）。慢开始门限ssthresh的用法如下：
当cwnd < ssthresh时，使用上述的慢开始算法。
当cwnd > ssthresh时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。
当cwnd = ssthresh时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。
拥塞避免 算法的思路是让拥塞窗口cwnd缓慢地增大，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是加倍。这样，拥塞窗口cwnd 按线性规律缓慢增长 ，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。
无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是没有按时收到确认），就要把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于2）。然后把拥塞窗口cwnd重新设置为1，执行慢开始算法。这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。
(1)当TCP连接进行初始化时，把拥塞窗口cwnd置为1。前面已说过，为了便于理解，图中的窗口单位不使用字节而使用报文段的个数。慢开始门限的初始值设置为16个报文段，即ssthresh = 16。
(2) 在执行慢开始算法时，拥塞窗口cwnd的初始值为1。以后发送方每收到一个对新报文段的确认ACK，就把拥塞窗口值加1，然后开始下一轮的传输（请注意，图5-25的横坐标是传输轮次）。因此拥塞窗口cwnd随着传输轮次按指数规律增长。当拥塞窗口cwnd增长到慢开始门限值ssthresh时（即当cwnd = 16时），就改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长。
(3) 假定拥塞窗口的数值增长到24时，网络出现超时（这很可能就是网络发生拥塞了）。更新后的ssthresh值变为12（即变为出现超时时的拥塞窗口数值24的一半），拥塞窗口再重新设置为1，并执行慢开始算法。当cwnd = ssthresh = 12时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长，每经过一个往返时间增加一个MSS的大小。
‘’ 乘法减小 ”是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现超时（即很可能出现了网络拥塞），就把慢开始门限值ssthresh减半，即设置为当前的拥塞窗口的一半（与此同时，执行慢开始算法）。当网络频繁出现拥塞时，ssthresh值就下降得很快，以大大减少注入到网络中的分组数。而“ 加法增大 ”是指执行拥塞避免算法后，使拥塞窗口缓慢增大，以防止网络过早出现拥塞。
快重传和快恢复
如果发送方设置的超时计时器时限已到但还没有收到确认，那么很可能是网络出现了拥塞，致使报文段在网络中的某处被丢弃。在这种情况下，TCP马上把拥塞窗口cwnd减小到1，并执行慢开始算法，同时把慢开始门限值ssthresh减半，如前图所示。这是不使用快重传的情况。
再看使用 快重传 的情况。快重传算法首先要求接收方每收到一个 失序的报文段 后就立即发出重复确认（为的是使发送方及早知道有报文段没有到达对方）而不要等待自己发送数据时才进行捎带确认。在图所示的例子中，接收方收到了M1和M2后都分别发出了确认。现假定接收方没有收到M3但接着收到了M4。显然，接收方不能确认M4，因为M4是收到的失序报文段（按照顺序的M3还没有收到）。根据可靠传输原理，接收方可以什么都不做，也可以在适当时机发送一次对M2的确认。但按照快重传算法的规定，接收方应及时发送对 M2的重复确认，这样做可以让发送方及早知道报文段M3没有到达接收方。发送方接着发送M5和M6。接收方收到后，也还要再次发出对M2的重复确认。这样，发送方共收到了接收方的四个对M2的确认，其中后三个都是重复确认。快重传算法规定，发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段M3，而不必继续等待为M3设置的重传计时器到期。由于发送方能尽早重传未被确认的报文段，因此采用快重传后可以使整个网络的吞吐量提高约20%。
与快重传配合使用的还有 快恢复 算法，其过程有以下两个要点：
(1) 当发送方连续收到三个重复确认时，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限ssthresh减半。这是为了预防网络发生拥塞。请注意，接下去不执行慢开始算法。
(2) 由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞（如果网络发生了严重的拥塞，就不会一连有好几个报文段连续到达接收方，也就不会导致接收方连续发送重复确认），因此与慢开始不同之处是现在不执行慢开始算法（即拥塞窗口cwnd现在不设置为1），而是把cwnd值设置为慢开始门限ssthresh减半后的数值，然后开始执行拥塞避免算法（“加法增大”），使拥塞窗口缓慢地线性增大。
发送方的窗口的上限值应当取为接收方窗口rwnd和拥塞窗口cwnd这两个变量中较小的一个，也就是说：
当rwnd < cwnd时，是接收方的接收能力限制发送方窗口的最大值。
反之，当cwnd < rwnd时，则是网络的拥塞限制发送方窗口的最大值。
也就是说， rwnd和cwnd中较小的一个控制发送方发送数据的速率。
TCP的运输连接管理
TCP传输连接的建立和释放是每一次面向连接的通信中必不可少的过程。因此，传输连接就有三个阶段，即：连接建立 、数据传送 和 连接释放 。传输连接的管理就是使传输连接的建立和释放都能正常地进行。
TCP连接的建立采用客户服务器方式。主动发起连接建立的应用进程叫做 客户 (client)，而被动等待连接建立的应用进程叫做 服务器 (server)。
TCP的连接建立
假定主机A运行的是TCP客户程序，而B运行TCP服务器程序。最初两端的TCP进程都处于CLOSED（关闭）状态。图中在主机下面的方框分别是TCP进程所处的状态。请注意，A 主动打开连接 ，而B 被动打开连接 。
B的TCP服务器进程先创建 传输控制块 TCB，准备接受客户进程的连接请求。然后服务器进程就处于LISTEN（收听）状态，等待客户的连接请求。如有，即作出响应。
A的TCP客户进程也是首先创建 传输控制模块 TCB，然后向B发出连接请求报文段，这时首部中的同步位SYN = 1，同时选择一个初始序号seq = x。TCP规定，SYN报文段（即SYN = 1的报文段）不能携带数据，但要 消耗掉一个序号 。这时，TCP客户进程进入SYN-SENT（同步已发送）状态。
B收到连接请求报文段后，如同意建立连接，则向A发送确认。在确认报文段中应把SYN位和ACK位都置1，确认号是ack = x + 1，同时也为自己选择一个初始序号seq = y。请注意，这个报文段也不能携带数据，但同样 要消耗掉一个序号 。这时TCP服务器进程进入SYN-RCVD（同步收到）状态。
TCP客户进程收到B的确认后，还要向B给出确认。确认报文段的ACK置1，确认号ack = y + 1，而自己的序号seq = x + 1。TCP的标准规定，ACK报文段可以携带数据。但 如果不携带数据则不消耗序号 ，在这种情况下，下一个数据报文段的序号仍是seq = x + 1。这时，TCP连接已经建立，A进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。
当B收到A的确认后，也进入ESTABLISHED状态。
上面给出的连接建立过程叫做 三次握手 (three-way handshake)
为什么A还要发送一次确认呢？这主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了B，因而产生错误。
所谓“已失效的连接请求报文段”是这样产生的。考虑一种正常情况。A发出连接请求，但因连接请求报文丢失而未收到确认。于是A再重传一次连接请求。后来收到了确认，建立了连接。数据传输完毕后，就释放了连接。A共发送了两个连接请求报文段，其中第一个丢失，第二个到达了B。没有“已失效的连接请求报文段”。
现假定出现一种异常情况，即A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某些网络结点长时间滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达B。本来这是一个早已失效的报文段。但B收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立了。
由于现在A并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬B的确认，也不会向B发送数据。但B却以为新的运输连接已经建立了，并一直等待A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。
采用三次握手的办法可以防止上述现象的发生。例如在刚才的情况下，A不会向B的确认发出确认。B由于收不到确认，就知道A并没有要求建立连接。
TCP的连接释放
数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。
现在A和B都处于ESTABLISHED状态。A的应用进程先向其TCP发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭TCP连接。A把连接释放报文段首部的终止控制位FIN置1，其序号seq =u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。这时A进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态，等待B的确认。请注意，TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，它也消耗掉一个序号。
B收到连接释放报文段后即发出确认，确认号是ack = u + 1，而这个报文段自己的序号是v，等于B前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。然后B就进入CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的连接就释放了，这时的TCP连接处于 半关闭 (half-close)状态，即A已经没有数据要发送了，但B若发送数据，A仍要接收。也就是说，从B到A这个方向的连接并未关闭，这个状态可能会持续一些时间。
A收到来自B的确认后，就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待B发出的连接释放报文段。
若B已经没有要向A发送的数据，其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的连接释放报文段必须使FIN = 1。现假定B的序号为w（在半关闭状态B可能又发送了一些数据）。B还必须重复上次已发送过的确认号ack = u + 1。这时B就进入LAST-ACK（最后确认）状态，等待A的确认。
A在收到B的连接释放报文段后，必须对此发出确认。在确认报文段中把ACK置1，确认号ack = w + 1，而自己的序号是seq = u + 1（根据TCP标准，前面发送过的FIN报文段要消耗一个序号）。然后进入到TIME-WAIT（时间等待）状态。请注意，现在TCP连接还没有释放掉。必须经过 时间等待计时器 (TIME-WAIT timer)设置的时间2MSL后，A才进入到CLOSED状态。时间MSL叫做 最长报文段寿命 (Maximum Segment Lifetime)，RFC 793建议设为2分钟。但这完全是从工程上来考虑，对于现在的网络，MSL = 2分钟可能太长了一些。因此TCP允许不同的实现可根据具体情况使用更小的MSL值。因此，从A进入到TIME-WAIT状态后，要经过4分钟才能进入到CLOSED状态，才能开始建立下一个新的连接。当A撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。
为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间呢？这有两个理由。
第一，为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。这个ACK报文段有可能丢失，因而使处在LAST-ACK状态的B收不到对已发送的FIN + ACK报文段的确认。B会超时重传这个FIN + ACK报文段，而A就能在2MSL时间内收到这个重传的FIN +ACK报文段。接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后，A和B都正常进入到CLOSED状态。如果A在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是在发送完ACK报文段后立即释放连接，那么就无法收到B重传的FIN + ACK报文段，因而也不会再发送一次确认报文段。这样，B就无法按照正常步骤进入CLOSED状态。
第二，防止出现“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过时间2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。B只要收到了A发出的确认，就进入CLOSED状态。同样，B在撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。我们注意到，B结束TCP连接的时间要比A早一些。