1.基本概念及报文格式
基本概念：
TCP的中文全称为传输控制协议（Transmission Control Protocol），是一种可靠的，面向连接的，基于字节流的传输层通信协议。
报文格式：
序号 ：占32⽐特，取值范围0~2^32-1。当序号增加到最后⼀个时，下⼀个序号⼜回到0。⽤来指出本TCP报 ⽂段数据载荷的第⼀个字节的序号。
确认号：占32⽐特，取值范围0~2^32-1。当确认号增加到最后⼀个时，下⼀个确认号⼜回到0。⽤来指出期望 收到对⽅下⼀个TCP报⽂段的数据载荷的第⼀个字节的序号，同时也是对之前收到的所有数据的确认
确认标志位ACK： 只有当ACK取值为1时，确认号字段才有效。ACK取值为0时，确认号字段⽆效。TCP规定：在TCP 连接建⽴后，所有传送的TCP报⽂段都必须把ACK置1。
2.工作原理
建立连接(三次握手)
上图展示了TCP建立连接的大致过程，因为是进行了三次数据交互才建立的连接，所以被形象的称为三次握手。
**第一次握手：**客户端向服务端发送一个特殊的TCP报文段，就是图中的SYN报文段，当SYN=1表示发起一个连接请求或者继续同步请求，很显然，这里的意思是发起一个连接请求，seq是序列号，client_isn是客户端初始序号，它是由客户随机选择的。SYN报文段被封装在一个IP数据报中，被发送给服务端。
**第二次握手：**一旦含该SYN报文段的IP数据报到达服务器主机(前提是的确到达了，不然就没后面什么事了)，服务器就会从该数据报中提取出SYN报文段，为该TCP连接分配TCP缓存和变量，并向客户端发送允许连接的报文段，其中SYN被置为1，这个的意思应该指的就是继续同步请求了，server_isn是服务端初始序列号，ack指的是确认序列号，表示接收方期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号，即对已接收数据的确认 ,所以客户端下一次发送的报文段的序号就是client_isn+1.
第三次握手：
当客户端接收到包含上述字段的报文段后，会完成该连接的资源初始化工作（这些资源在第一次发送 SYN 报文段时就已初步分配）。接着，客户端向服务器发送一个报文段，此报文段是建立 TCP 连接的最后一个报文段。它对服务器允许连接的报文段进行了确认，具体而言，客户端把server_isn+1这个值放到 TCP 报文段首部的确认字段中，以此完成确认操作。这时，SYN 标志位被设置为 0，意味着同步过程结束，双方正式进入ESTABLISHED状态，TCP 连接宣告建立。
连接断开(四次挥手)
天下没有不散的宴席，TCP连接也是如此，参与一条TCP连接的两个线程中的任何一个都能终止该连接.
**第一次挥手：**客户端向服务端发送一个TCP报文段来请求关闭，其中标志位FIN=1，表示客户端不再发送数据，但是此时仍然能够接收数据。该报文段的序列号为seq即x，在发送完这个报文段后，客户端处于FIN_WAIT_1状态，等待服务端的确认
**第二次挥手：**当服务端接收到了这段报文后会立即向客户端发送一个ACK确认报文，表示服务端已经收到了它的关闭请求，ack=x+1，表示服务端期望客户端下一次发送的第一个报文的序列号为x+1，服务端发送数据的初始序列号为y，服务端在发送完ACK报文后处于CLOSE_WAIT状态。此时客户端到服务端的连接已经关闭，但服务端到客户端的连接仍然是打开的，服务端可以继续向客户端发送数据，客户端在收到ACK报文后处于FIN_WAIT_2状态
**第三次挥手：**当服务端处理完需要向客户端发送的数据后，服务器也准备关闭连接，就会向客户端发送一个带有 FIN 标志位的 TCP 报文段，表示服务端不再向客户端发送数据，ack仍然为1，这里的seq假设为z，分为两种情况，当服务端在第二次挥手后又向客户端发送了一串数据后，那么z就等于y加上发送的这些数据的字节数，如果没有发送数据，那么z=y+1，服务器发送完FIN后进入LAST_ACK状态，等待客户端的最后一次确认。
第四次挥手：
客户端在收到了服务端发送的FIN后，客户端会发送一个ACK确认报文，ack为x+1，seq为客户端之前在通信中确定的值，客户端发送完ACK报文后进入TIME_WAIT状态，服务器收到ACK后进入CLOSED状态，完全关闭连接，而客户端要在TIME_WAIT状态等待一段时间，通常是 2 倍的最长报文段寿命（2MSL），以确保服务器能收到 ACK，如果在这个时间内没有收到服务器的重传请求，客户端才进入CLOSED状态，彻底关闭连接。
3.可靠传输
我们都知道TCP的传输是可靠的,那么它是如何实现数据的可靠传输呢，下面来一一讲解。
序列号与确认应答
TCP会给每个发送的字节数据分配一个序列号，这里的序列号就是我们上面提到的seq。序列号的作用是为了标识数据的顺序，使得接收方能够按照正确的顺序将数据组装起来.比如发送方发送三个数据包过来，seq分别是1，101，201，那么说明第一个数据包包含字节1到100，第二个包含101到200，以此类推。
接收方在收到数据后，会向发送方发送确认应答消息，就是之前提到的ACK数据包，这个消息中会包含它已经成功接收的数据的序列号，表示接收方期望接收的下一个数据的序列号。例如，接收方成功接收到序列号为1到100的数据后，会发送一个 ACK，其中的确认号为101，表示希望发送方接下来发送序列号为 101 及以后的数据。
重传机制
超时重传：发送方在发送数据后会启动一个定时器。如果在定时器超时之前没有收到接收方的确认应答，就会认为数据传输失败，然后重新发送数据。超时时间一般会根据网络状况动态调整，以适应不同的网络环境。
快速重传：当接收方发现收到的数据序列号不连续，即出现了丢失数据的情况时，它会立即向发送方发送重复的确认应答，告诉发送方丢失的数据段的序列号。当发送方收到一定数量（通常是 3 个）的重复 ACK 时，就会认为相应的数据段丢失了，不等定时器超时就会立即重传该数据段。
选择性确认
在TCP通信过程中，如果发送序列中间某个数据包丢失（⽐如1、2、3、4、5中的3丢失了），TCP 会通过重传最后确认的分组后续的分组（最后确认的是2，会重传3、4、5），这样原先已经正确传输的 分组也可能重复发送（⽐如4、5），降低了TCP性能。
后来就发展出了SACK（Selective acknowledgment，选择性确认）技术 ，告诉发送⽅哪些数据丢失，哪些数据已经提前收到 使TCP只重新发送丢失的包（⽐如3），不⽤发送后续所有的分组（⽐如4、5）
选项字段：TCP 首部中有一个可选字段用于实现选择性确认。当接收方支持 SACK 时，会在 TCP 连接建立时通过 "允许 SACK" 选项来告知发送方。在数据传输过程中，接收方可以在确认报文中使用 SACK 选项来报告已收到的不连续的数据块。
确认信息：SACK 选项中包含了一系列的块边界信息，用于指示接收方已经正确接收的数据段的范围。例如，接收方收到了数据段 1、2、4、5、7、8，就可以通过 SACK 选项告诉发送方数据段 [1, 2]、[4, 5]、[7, 8] 已成功接收，相当于精确地给发送方提供了接收情况的 "地图"。
发送方操作：发送方接收到带有 SACK 信息的确认报文后，就可以根据这些信息准确地知道哪些数据段需要重传，哪些已经被接收方成功接收，从而避免不必要的重传，提高传输效率。
4.流量控制
TCP 的流量控制主要是通过滑动窗口机制来实现的，目的是确保发送方发送数据的速度不会超过接收方处理数据的能力，防止数据丢失和网络拥塞。
4.1滑动窗口原理
将原理前先要了解什么叫做窗口，在 TCP 中，窗口是指在一段特定时间内，发送方或接收方可以处理的数据量范围。对于发送方来说，发送窗口决定了它可以在未收到确认的情况下连续发送的数据量；对于接收方来说，接收窗口表示其接收缓冲区中当前可用的空间大小，即能够接收和处理的数据量。
随着数据的发送和确认，窗口会在数据序列上 "滑动"。发送方每收到一个确认应答，就可以将发送窗口向前滑动，允许发送更多的数据；接收方每处理完一段数据，接收窗口也会相应地向前滑动，为接收新的数据腾出空间。
4.2窗口大小的确定与调整
接收方通告窗口：接收方会在发送给发送方的 TCP 报文段中，通过窗口字段来告诉发送方自己当前的接收窗口大小。这个窗口大小是根据接收方的接收缓冲区剩余空间、处理能力等因素动态计算出来的。例如，接收方的接收缓冲区总大小为 10KB，当前已经占用了 3KB，那么它可能会将接收窗口大小设置为 7KB，并在 ACK 报文中将这个窗口大小值通告给发送方。
发送方窗口调整：发送方根据接收方通告的窗口大小来调整自己的发送窗口。发送方的发送窗口大小不会超过接收方通告的窗口大小，以确保发送的数据不会超出接收方的处理能力。同时，发送方还会考虑网络拥塞等因素，综合确定最终的发送窗口大小。
动态调整：在数据传输过程中，窗口大小会根据网络状况和双方的处理能力不断动态调整。如果接收方处理数据的速度加快，其接收缓冲区的空闲空间增加，就会增大通告给发送方的窗口大小，允许发送方发送更多的数据；反之，如果接收方处理速度变慢或缓冲区快满了，就会减小窗口大小，让发送方减慢发送速度。
4.3流量控制的具体过程
数据发送与窗口滑动：发送方在发送窗口范围内发送数据，并启动定时器。当发送方收到接收方对已发送数据的确认应答时，根据确认应答中的信息，将发送窗口向前滑动。例如，发送方发送了序列号为 101 到 200 的数据，接收方正确接收后发送 ACK 确认，确认号为 201，发送方收到这个 ACK 后，就可以将发送窗口向前滑动，开始发送序列号为 201 及以后的数据。
窗口关闭与打开：当接收方的接收缓冲区已满时，它会将通告给发送方的窗口大小设置为 0，通知发送方暂停发送数据，这就是所谓的 "窗口关闭"。发送方收到窗口大小为 0 的通告后，会停止发送数据，直到接收方再次发送通告，将窗口大小调整为大于 0 的值，即 "窗口打开"，发送方才能继续发送数据。
糊涂窗口综合征：在某些情况下，如果接收方每次只腾出少量的接收缓冲区空间，就通告发送方发送少量的数据，可能会导致发送方发送很多小的数据包，降低网络效率，这种情况称为 "糊涂窗口综合征"。为了避免这种情况，TCP 采用了一些策略，如接收方在缓冲区有足够空间时才通告发送方发送数据，发送方在发送数据时尽量将数据积累到一定大小再发送等。
4.4特殊情况
⼀开始，接收⽅给发送⽅发送了0窗⼝的报⽂段，后⾯，接收⽅⼜有了⼀些存储空间，给发送⽅发送 的⾮0窗⼝的报⽂段丢失了，发送⽅的发送窗⼝⼀直为零，双⽅陷⼊僵局。
解决方案
当发送⽅收到0窗⼝通知时，这时发送⽅停⽌发送报⽂ 并且同时开启⼀个定时器，
隔⼀段时间就发个测试报⽂去询问接收⽅最新的窗⼝⼤⼩
如果接收的窗⼝⼤⼩还是为0，则发送⽅再次刷新启动定时器
5.拥塞控制
5.1概念
拥塞：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，⽹络性能就要 变坏，这种情况就叫作拥塞（congestion）。
拥塞控制是⼀个全局性的过程
涉及到所有的主机、路由器，以及与降低⽹络传输性能有关的所有因素
是需要靠所有节点共同努⼒的结果
防⽌过多的数据注⼊到⽹络中，使⽹络能够承受现有的⽹络负荷。
相⽐⽽⾔，流量控制是点对点通信的控制
5.2拥塞控制的常⽤算法
⽅法概述
慢开始（slow start，慢启动）、拥塞避免（congestion avoidance）
快速重传（fast retransmit）、快速恢复（fast recovery）
⼏个缩写
cwnd（congestion window）：拥塞窗
rwnd（receive window）：接收窗
18 swnd（send window）：发送窗，swnd = min(cwnd, rwnd)
5.2.1慢开始
●cwnd的初始值⽐较⼩，然后随着数据包被接收⽅确认（收到⼀个ACK）
cwnd成倍增⻓（指数级）
轮次 1：发送方 A 的 cwnd 为 100 字节，即可以发送一个 MSS 大小的数据段 M1。发送后等待接收方 B 的确认，B 收到 M1 后，向 A 发送对 M1 的确认。
轮次 2：因为收到了 M1 的确认，根据慢开始算法，发送方 A 的 cwnd 翻倍，变为 200 字节，也就是可以发送两个 MSS 大小的数据，所以 A 发送数据段 M2 和 M3。接收方 B 收到 M2 和 M3 后，一次性确认 M1 到 M3 这三个数据段。
轮次 3：由于收到了 M1 到 M3 的确认，cwnd 再次翻倍，变为 400 字节，此时 A 可以发送 4 个 MSS 大小的数据，即 M4 到 M7。接收方 B 收到后，确认 M4 到 M7 这四个数据段。
后续：按照慢开始算法，下一轮 cwnd 会变为 800 字节，可发送更多的数据段（如 M8、M9 等）。只要 cwnd 不超过接收方的 rwnd（3000 字节），且不触发拥塞控制的其他机制，发送方就可以持续按照慢开始算法增大 cwnd 来发送数据。
5.2.2拥塞避免
ssthresh（slow start threshold）：慢开始阈值，cwnd达到阈值后，以线性⽅式增加
拥塞避免（加法增⼤）：拥塞窗⼝缓慢增⼤，以防⽌⽹络过早出现拥塞
乘法减⼩：只要⽹络出现拥塞，把ssthresh减为拥塞峰值的⼀半，同时执⾏慢开始算法（cwnd⼜恢复到初始值） 当⽹络出现频繁拥塞时，ssthresh值就下降的很快
5.2.3快重传
接收⽅
每收到⼀个失序的分组后就⽴即发出重复确认 使发送⽅及时知道有分组没有到达 ⽽不要等待⾃⼰发送数据时才进⾏确认
发送⽅
只要连续收到三个重复确认（总共4个相同的确认），就应当⽴即重传对⽅尚未收到的报⽂段 ⽽不必继续等待重传计时器到期后再重传
对于个别丢失的报⽂段，发送⽅不会出现超时重传，也就不会误认为出现了拥塞⽽错误地把拥塞窗 ⼝cwnd的值减为1。实践证明，使⽤快重传可以使整个⽹络的吞吐量提⾼约20%。
5.2.4快恢复
当发送⽅连续收到三个重复确认，说明⽹络出现拥塞
就执⾏" 乘法减⼩" 算法，把ssthresh减为拥塞峰值的⼀半
与慢开始不同之处是现在不执⾏慢开始算法，即cwnd现在不恢复到初始值
⽽是把cwnd值设置为新的ssthresh值（减⼩后的值） 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
