本文不会完整的介绍TCP，只有在涉及到的时候随便提一下。不适合对TCP整个流程和框架没有了解过的人阅读。

    1  TCP 四次挥手中的TIME_WAIT状态的意义何在。

下图四次挥手的一个大体的流程

我们发现在A发送完一个最后一个ACK后，B一收到这个ACK就证明关闭请求已经被确认了，所以可以直接关闭.但是这时候A怎么知道这个ACK是否已经到达了对端呢？这个时候为了保证双方能够正常关闭，就引入了一个MSL时间，MSL定义

”一个电磁波信号在地球最大的存活时间 ” . 所以该ACK存活一个MSL时间，然后我们假设该ACK丢失了，那么B在超时机制下会重新发送一个FIN，那么这个FIN 也要一个MSL时间后才从地球上消失，所以为了保证A的新连接不会被延迟的FIN终结掉，A在TIME_WAIT阶段要等待2个MSL时间

2  每个TCP连接实现单一计时器的可行性

我们知道对于每个数据报文都会有一个超时时间，在超时时间内如果没有收到一个ACK的话，那么我们就需要进行重传了，最简单的实现就是对于每个数据报都启动一个定时器，不过这样子有个很大的弊端就是太耗内存了，数据一大肯定计算器顶不顺。所以，现在业界默认都是按照每个TCP的重传计时由单一计时器来实现的。

单一计时器必须实现的2点：

key1 : 每一个报文在长期收不到确认都必须可以超时；

Key2 : 这个长期收不到中长期不能和测量的RTT相隔太远。

RFC2988定义一套很简单的原则：

a.发送TCP分段时，如果还没有重传定时器开启，那么开启它。

b.发送TCP分段时，如果已经有重传定时器开启，不再开启它。

c.收到一个非冗余ACK时，如果有数据在传输中，重新开启重传定时器。

d.收到一个非冗余ACK时，如果没有数据在传输中，则关闭重传定时器。

下图是按照RFC定义的粗略的画了一下流程

 从图中我们看到，首先发送数据1的时候，发现没有定时器，所以就开启了定时器（RFC a），再发数据2的时候，定时器已经存在了，所以不再启动定时器(RFC b)。在RTO_1时间内，如果没有ACK到来，那么就要启动重传机制了。 

情景一： 假设数据1 的ack在RTO_1快要结束的时候到来，那么由于这个是非冗余的ack，所以要重置计时器（RFC c），那么数据2的超时重传时间要多少呢，如图所示接近于RTO_1 + RTO_2 ，差不多是2倍的RTT时间。如果我们按照这种最坏的设想（数据报3,4都在RTO快到的时候才收到ACK）推算下去，假设发送数据1,2,3,4的时间分别是T1,T2,T3,T4

数据1 的超时时间： time1 = RTO_1

数据2 的超时时间： time2 = RTO_1 + RTO_2  -（T2 - T1） 

数据3的超时时间：  time3 = RTO_1 + RTO_2 + RTO3 - （T3 - T1） 

数据4的超时时间：  time4 = RTO_1 + RTO_2 + RTO3 + RTO4  -（T4 - T1） 

RTT（往返时间）的计算公式为：

那么在数据1,2,3,4所处的不同阶段的RTT值分配以RTT1，RTT2 .... 来表示
RTT1 = N     #N代表初始值

RTT2 = RTT1 + g(RTO1 + RTO 2 - (T2 - T1)) = RTT1 + g time2

RTT3 = RTT2 + g timer3

RTT4 = RTT3 + g time4

    我们会发现其实每个RTT 都与当时的time是紧密联系的，所以基本上满足Key_2。

情景二：

这种情况基本上是情况一的调转过来，新的超时时间如下：

数据4 的超时时间： time1 = RTO_1 + （T4 - T1）

数据3 的超时时间： time2 = RTO_1 + RTO_2  -（T3 - T1） 

数据2的超时时间：  time3 = RTO_1 + RTO_2 + RTO3 - （T2 - T1） 

数据1的超时时间：  time4 = RTO_1 + RTO_2 + RTO3 + RTO4 

在这种情况里其实会引入一个机制---快速重传，因为TCP的ACK机制是按照接收方接受窗口中已接受到的数据中最大序号（max_seq）来填写ack值：ack = max_seq + 1，所以当B接受到数据4,3,2的时候，ack值都是数据1的第一个字节序号，只要连续三次重复ack同个数据后，就会启动快速重传机制，这时候数据1就不等超时时间了，直接就进行重发。

还有一个问题就是，由于定时器和数据报之间是一种一对多的关系，那么如果超时了，

我要如何区分是哪个数据报超时了？

在一个发送窗口中有2种数据，一种是已经发送出去但是还没收到确认的数据，一种是还未发送的数据。上图中2个指针分别指示这两种数据，左侧的指针还标识着一个发送窗口的左边界，而第二个指针指示着下个要发送的数据位置。按照这个图来看，我们很容易就可以发现，如果过了超时时间了，那么要重传的一定就是左侧的指针指向的位置，因为如果该元素收到ACK后，那么必然会像161一样随着发送窗口的滑动而不在这个窗口范围内。

    3 接受窗口为0时的处理方案

在TCP的头部里面可以看到有2个字节的字段来标识窗口大小。

当接收窗口的值为0的时候，那么这时候发送端就不能再发数据，即使发了数据也会被扔掉。当接收窗口不为0的时候，接收端会发送一个报文来告诉发送端当前新的窗口值，但是考虑如果发送端的这个通告报文丢失了，那么发送端以为接收端的窗口值为0，接收端以为发送端没有数据，那么就会造成无限等待的死锁状况发生。所以TCP为了防止这种死锁状况，设定了一个坚持定时器（persist timer）规定在这种情况下发送端按无限次的指数避让间隔发出窗口探测包（1字节），TCP接收端立刻确认并更新通知窗口

4 糊涂窗口的场景和解决方案

假设接收窗口为0，接收端的处理程序反应很慢，每次只处理一个字节，如果现在就发送一个报文通知发送端现在接收窗口=1，那么按照定义来看，这时候发送端要发送一个“特殊”的报文即“至少20字节的头部 + 1字节的数据”，如果按照这样的趋势进行交互下去无疑会浪费很多的带宽，这就是糊涂窗口的症状。

解决方案： 当接受窗口再次达到MSS(最大报文长度)的一半大小的时候才发送一个报文来通告这个新的窗口值。在这个期间对发送端的探测报文都回应窗口值为0.