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[（1）加权平均往返时间 RTTs](#（1）加权平均往返时间 RTTs)
[（2）Karn 算法](#（2）Karn 算法)
[3、选择确认 SACK](#3、选择确认 SACK)
1、发送和接收窗口（滑动窗口）
TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。
（1）滑动窗口的工作流程
现假定 A 收到了 B 发来的确认报文段，其中窗口是 20 字节，而确认号是 31（这表明 B 期望收到的下一个字节序号是 31，而到序号 30 为止的数据已经收到了）。根据这两个数据，A 就构造出自己的发送窗口，如下图所示：//发送窗口
上图所示为 A 的发送窗口，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。接收方会把自己的接收窗口数值放在窗口字段中发送给对方。因此，A 的发送窗口一定不能超过 B 的接收窗口数值。
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，因为接收方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
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（序号 42~50）是允许发送但尚未发送的。//发送窗口发送数据
再看一下 B 的接收窗口。设 B 的接收窗口大小是 20。在接收窗口外面，到序号为 30 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
接收窗口内的数据（序号31～50）是允许接收的。如上图所示，B 收到了序号为 32 和 33 的数据，但序号为 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）。
现在假定 B 收到了序号为 31 的数据，把序号为 31～33 的数据交付主机，删除这些数据。接着把接收窗口向前移动 3 个序号，如下图所示，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。//接收窗口接收数据
我们注意到，B 还收到了序号为 37，38 和 40 的数据，但这些数据都没有按序到达，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 
不动。可以看出，现在 A 的可用窗口增大了些，可发送的序号范围是 42～53。//窗口移动
A 在继续发送完序号 42～53 的数据后，指针 向前移动和 
重合。
此时，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，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 按序收到落在发送窗口内的确认号，那么 A 就可以使发送窗口继续向前滑动，并发送新的数据。//此时可能会发生消息重传
（2）滑动窗口和缓存的关系
++上边过程中，提到了缓存，那么窗口和缓存有什么关系呢？++
这个关系就是：发送方的应用进程会把字节流写入 TCP 的发送缓存，接收方的应用进程从 TCP 的接收缓存中读取字节流。
发送窗口和发送缓存：
发送缓存用来暂时存放：
- 发送应用程序传送给发送方 TCP 准备发送的数据
- TCP 已发送出但尚未收到确认的数据
发送窗口通常只是发送缓存的一部分。已被确认的数据应当从发送缓存中删除，因此发送缓存和发送窗口的后沿是重合的。发送应用程序最后写入发送缓存的字节减去最后被确认的字节，就是还保留在发送缓存中的被写入的字节数。发送应用程序必须控制写入缓存的速率，不能太快，否则发送缓存就会没有存放数据的空间。
接收窗口和接收缓存：
接收缓存用来暂时存放：
- 按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据
- 未按序到达的数据。
如果收到的分组被检测出有差错，则要丢弃。如果接收应用程序来不及读取收到的数据，接收缓存最终就会被填满，使接收窗口减小到零。反之，如果接收应用程序能够及时从接收缓存中读取收到的数据，接收窗口就可以增大，但最大不能超过接收缓存的大小。
（3）滑动窗口的注意事项
第一，虽然 A 的发送窗口是根据 B 的接收窗口设置的，但在同一时刻，A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大。这是因为通过网络传送窗口值需要经历一定的时间滞后（这个时间是不确定的）。另外，发送方 A 还可能根据网络当时的拥塞情况适当减小自己的发送窗口数值。
第二，对于不按序到达的数据应如何处理，TCP 标准并无明确规定。如果接收方把不按序到达的数据一律丢弃，那么接收窗口的管理将会比较简单，但这样做对网络资源的利用不利（因为发送方会重复传送较多的数据）。因此TCP 通常是把不按序到达的数据先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再按序交付上层的应用进程。
第三，TCP 要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。接收方可以在合适的时候发送确认，也可以在自己有数据要发送时把确认信息顺便捎带上。但请注意两点。一是接收方不应过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传，这反而浪费了网络的资源。TCP 标准规定，确认推迟的时间不应超过 0.5 秒。若收到一连串具有最大长度的报文段，则必须每隔一个报文段就发送一个确认。二是捎带确认实际上并不经常发生，因为大多数应用程序很少同时在两个方向上发送数据。
此外，TCP 的通信是全双工通信。通信中的每一方都在发送和接收报文段。因此，每一方都有自己的发送窗口和接收窗口。
2、如何选择超时重传时间
++为什么说选择超时重传时间是 TCP 最复杂的问题之一呢？++
由于 TCP 的下层是互联网环境，发送的报文段可能只经过一个高速率的局域网，也可能经过多个低速率的网络，并且每个 IP 数据报所选择的路由还可能不同。如果把超时重传时间设置得太短，就会引起很多报文段的不必要的重传，使网络负荷增大。但若把超时重传时间设置得过长，则又使网络的空闲时间增大，降低了传输效率。
++那么，运输层的超时计时器的超时重传时间究竟应设置为多大呢?++
（1）加权平均往返时间 RTTs
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）。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。以后每测量到一个新的 RTT 样本，就按下式重新计算一次 RTTs：
新的RTTs = （1 - 
）* （旧的RTTs）+ *(新的RTT样本)
- 其中，
- 若
，表示 RTT 值更新较慢 - 若
， 表示 RTT 值更新较快 - RFC 6298 推荐的 值为 1/8，即 0.125
显然，超时计时器设置的*超时重传时间 RTO (RetransmissionTime-Out)*应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTTs。RFC 6298 建议使用下式计算 RTO：
RTO = RTTs + 4 * 
而 是 RTT 的偏差的加权平均值，它与 RTTs 和新的 RTT 样本之差有关。当第一次测量时， 值取为测量到的 RTT 样本值的一半。在以后的测量中，则使用下式计算加权平均的****:
新的 = （1 - 
）* （旧的）+ * | RTTs - 新的RTT样本 |
这里 ****是个小于 1 的系数，它的推荐值是 1/4，即 0.25。
//这些公式看起来多，实际上理解并不复杂，就是在 RTT 的加权平均值上做了一点点改动而已
++上面所说的往返时间的测量方法理解起来很简单，但实现起来却相当复杂。++
如下图所示，发送出一个报文段，设定的重传时间到了，还没有收到确认，于是重传报文段。经过了一段时间后，收到了确认报文段。
++现在的问题是：如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认呢?++
由于重传的报文段和原来的报文段完全一样，因此源主机在收到确认后，就无法做出正确的判断，而正确的判断对确定加权平均 RTTs 的值关系很大。
困惑的问题：重传确认影响重传时间 RTO计算不准确
若收到的确认是对重传报文段的确认，但却被源主机当成是对原来的报文段的确认，则这样计算出的 RTTs 和超时重传时间 RTO 就会偏大。若后面再发送的报文段又是经过重传后才收到确认报文段，则按此方法得出的超时重传时间 RTO 就越来越长。
同样，若收到的确认是对原来的报文段的确认，但被当成是对重传报文段的确认，则由此计算出的 RTTs 和 RTO 都会偏小。这就必然导致报文段过多地重传。这样就有可能使 RTO 越来越短。
（2）Karn 算法
根据以上所述，Karn 提出了一个算法：在计算加权平均 RTTs 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均 RTTs 和 RTO 就较准确 。//Karn算法
但是，这又引起新的问题。设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内不会收到确认报文段，于是就重传报文段。但根据 Karn 算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。
可借鉴的思想和改进：
因此要对 Karn 算法进行修正。方法是：报文段每重传一次，就把超时重传时间 RTO 增大一些。典型的做法是取新的重传时间为旧的重传时间的 2 倍。当不再发生报文段的重传时，才根据上面给出的计算公式计算超时重传时间。
所以，Karn 算法能够使运输层区分开有效的和无效的往返时间样本，从而改进了往返时间的估测，使计算结果更加合理。
3、选择确认 SACK
若收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少一些序号的数据，那么++能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据呢?++
答案是可以的。*选择确认(Selective ACK)*就是一种可行的处理方法。
下边用一个例子来说明选择确认的工作原理。
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。下图中，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。//解决问题的思路
从上图可看出，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 才是字节块的最后一个序号。
我们知道，TCP 的首部没有哪个字段能够提供上述这些字节块的边界信息。RFC 2018规定，如果要使用选择确认 SACK，那么在建立 TCP 连接时，就要在 TCP 首部的选项中加上"允许SACK"的选项，而双方必须都事先商定好 。如果使用选择确认，那么原来首部中的*"确认号字段"* 的用法仍然不变。只是以后在 TCP 报文段的首部中都增加了 SACK 选项，以便报告收到的不连续的字节块的边界。//设置SACK的值时需要考虑TCP首部选项的长度的限制
然而，SACK 文档并没有指明发送方应当怎样响应 SACK。因此大多数的实现还是重传所有未被确认的数据块。//所以，你知道TCP进行选择确认的具体实现方案吗？如果有，请分享给我，谢谢
至此，全文结束。