本文主要知识点
计算机网络体系结构
TCP 基本认识
TCP如何实现可靠传输
TCP连接建立和连接释放
Socket 编程（应用进程跨越网络的通信）
浏览器上输入URL地址显示主页的过程
web与http
一 OSI与TCP/IP各层的结构与功能,都有哪些协议?
学习计算机网络时我们一般采用折中的办法，也就是中和 OSI 和 TCP/IP 的优点，采用一种只有五层协议的体系结构，这样既简洁又能将概念阐述清楚
结合互联网的情况，自上而下地，非常简要的介绍一下各层的作用。
1.1 应用层
应用层(application-layer）的任务是通过应用进程间的交互来完成特定网络应用。应用层协议定义的是应用进程（进程：主机中正在运行的程序）间的通信和交互的规则。对于不同的网络应用需要不同的应用层协议。在互联网中应用层协议很多，如域名系统DNS，支持万维网应用的 HTTP协议，支持电子邮件的 SMTP协议等等。我们把应用层交互的数据单元称为报文。
域名系统
域名系统(Domain Name System缩写 DNS，Domain Name被译为域名)是因特网的一项核心服务，它作为可以将域名和IP地址相互映射的一个分布式数据库，能够使人更方便的访问互联网，而不用去记住能够被机器直接读取的IP数串。（百度百科）例如：一个公司的 Web 网站可看作是它在网上的门户，而域名就相当于其门牌地址，通常域名都使用该公司的名称或简称。例如上面提到的微软公司的域名，类似的还有：IBM 公司的域名是 www.ibm.com、Oracle 公司的域名是 www.oracle.com、Cisco公司的域名是 www.cisco.com 等。
HTTP协议
超文本传输协议（HTTP，HyperText Transfer Protocol)是互联网上应用最为广泛的一种网络协议。所有的 WWW（万维网） 文件都必须遵守这个标准。设计 HTTP 最初的目的是为了提供一种发布和接收 HTML 页面的方法。（百度百科）
1.2 运输层
运输层(transport layer)的主要任务就是负责向两台主机进程之间的通信提供通用的数据传输服务。应用进程利用该服务传送应用层报文。“通用的”是指并不针对某一个特定的网络应用，而是多种应用可以使用同一个运输层服务。由于一台主机可同时运行多个线程，因此运输层有复用和分用的功能。所谓复用就是指多个应用层进程可同时使用下面运输层的服务，分用和复用相反，是运输层把收到的信息分别交付上面应用层中的相应进程。
运输层主要使用以下两种协议:
传输控制协议 TCP（Transmission Control Protocol）--提供面向连接的，可靠的数据传输服务。
用户数据协议 UDP（User Datagram Protocol）--提供无连接的，尽最大努力的数据传输服务（不保证数据传输的可靠性）。
TCP 与 UDP 的对比见问题三。
1.3 网络层
在 计算机网络中进行通信的两个计算机之间可能会经过很多个数据链路，也可能还要经过很多通信子网。网络层的任务就是选择合适的网间路由和交换结点， 确保数据及时传送。 在发送数据时，网络层把运输层产生的报文段或用户数据报封装成分组和包进行传送。在 TCP/IP 体系结构中，由于网络层使用 IP 协议，因此分组也叫 IP 数据报 ，简称 数据报。
这里要注意：不要把运输层的“用户数据报 UDP ”和网络层的“ IP 数据报”弄混。另外，无论是哪一层的数据单元，都可笼统地用“分组”来表示。
这里强调指出，网络层中的“网络”二字已经不是我们通常谈到的具体网络，而是指计算机网络体系结构模型中第三层的名称.
互联网是由大量的异构（heterogeneous）网络通过路由器（router）相互连接起来的。互联网使用的网络层协议是无连接的网际协议（Internet Protocol）和许多路由选择协议，因此互联网的网络层也叫做网际层或IP层。
1.4 数据链路层
数据链路层(data link layer)通常简称为链路层。两台主机之间的数据传输，总是在一段一段的链路上传送的，这就需要使用专门的链路层的协议。 在两个相邻节点之间传送数据时，数据链路层将网络层交下来的 IP 数据报组装成帧，在两个相邻节点间的链路上传送帧。每一帧包括数据和必要的控制信息（如同步信息，地址信息，差错控制等）。
在接收数据时，控制信息使接收端能够知道一个帧从哪个比特开始和到哪个比特结束。这样，数据链路层在收到一个帧后，就可从中提出数据部分，上交给网络层。控制信息还使接收端能够检测到所收到的帧中有无差错。如果发现差错，数据链路层就简单地丢弃这个出了差错的帧，以避免继续在网络中传送下去白白浪费网络资源。如果需要改正数据在链路层传输时出现差错（这就是说，数据链路层不仅要检错，而且还要纠错），那么就要采用可靠性传输协议来纠正出现的差错。这种方法会使链路层的协议复杂些。
1.5 物理层
在物理层上所传送的数据单位是比特。
物理层(physical layer)的作用是实现相邻计算机节点之间比特流的透明传送，尽可能屏蔽掉具体传输介质和物理设备的差异， 使其上面的数据链路层不必考虑网络的具体传输介质是什么。“透明传送比特流”表示经实际电路传送后的比特流没有发生变化，对传送的比特流来说，这个电路好像是看不见的。
在互联网使用的各种协议中最重要和最著名的就是 TCP/IP 两个协议。现在人们经常提到的TCP/IP并不一定单指TCP和IP这两个具体的协议，而往往表示互联网所使用的整个TCP/IP协议族
TCP 的基本认识
序列号：在建立连接时由计算机生成的随机数作为其初始值，通过 SYN 包传给接收端主机，每发送一次数据，就「累加」一次该「数据字节数」的大小。用来解决网络包乱序问题。
确认应答号：指下一次「期望」收到的数据的序列号，发送端收到这个确认应答以后可以认为在这个序号以前的数据都已经被正常接收。用来解决不丢包的问题。
控制位：
ACK：该位为
1
时，「确认应答」的字段变为有效，TCP 规定除了最初建立连接时的SYN
包之外该位必须设置为1
。RST：该位为
1
时，表示 TCP 连接中出现异常必须强制断开连接。SYN：该位为
1
时，表示希望建立连接，并在其「序列号」的字段进行序列号初始值的设定。FIN：该位为
1
时，表示今后不会再有数据发送，希望断开连接。当通信结束希望断开连接时，通信双方的主机之间就可以相互交换FIN
位为 1 的 TCP 段。为什么需要 TCP 协议？TCP 工作在哪一层？
IP 层是「不可靠」的，它不保证网络包的交付、不保证网络包的按序交付、也不保证网络包中的数据的完整性。
什么是 TCP ？什么是 TCP 连接？TCP和UDP的区别
UDP ：
UDP是无连接的，即发送数据之前不需要建立连接
UDP使用尽大努力交付，即不保证可靠交付
UDP是面向报文的，发送方的UDP对应用程序交下来的报文，在添加首部之后就向下交付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。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层在传送时可能还要对它切片，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
UDP没有拥塞控制
UDP支持一对多，一对一，多对多的交互通信
UDP的首部开销少
TCP：
TCP是面向连接的运输层协议
每一条TCP连接只能有两个端点，每一条TCP连接只能是点对点的（一对一）
TCP提供可靠交付服务
TCP提供全双工服务
面向字节流
UDP 在传送数据之前不需要先建立连接，远地主机在收到 UDP 报文后，不需要给出任何确认。虽然 UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下 UDP 确是一种最有效的工作方式（一般用于即时通信），比如：QQ 语音、 QQ 视频 、直播等等
TCP 提供面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP 不提供广播或多播服务。由于 TCP 要提供可靠的，面向连接的传输服务（TCP的可靠体现在TCP在传递数据之前，会有三次握手来建立连接，而且在数据传递时，有确认、窗口、重传、拥塞控制机制，在数据传完后，还会断开连接用来节约系统资源），这一难以避免增加了许多开销，如确认，流量控制，计时器以及连接管理等。这不仅使协议数据单元的首部增大很多，还要占用许多处理机资源。TCP 一般用于文件传输、发送和接收邮件、远程登录等场景。
什么是 TCP 连接？
简单来说就是，用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息，这些信息的组合，包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。
TCP把连接作为最基本的抽象，一定要记住TCP连接的端点是个很抽象的套接字，而且应该记住：同一个IP地址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不同的TCP连接中。
简单来说就是，用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息，这些信息的组合，包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。
TCP连接是一条虚连接（也就是逻辑连接），而不是真正的物理连接。TCP报文段先要传送到IP层，加上IP首部后，在传送到数据链路层。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。
所以我们可以知道，建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务器端达成上述三个信息的共识。
Socket：由 IP 地址（确定主机）和端口号（确定进程）组成
序列号：用来解决乱序问题等
窗口大小：用来做流量控制
如何唯一确定一个 TCP 连接呢？
TCP 四元组可以唯一的确定一个连接，四元组包括如下：
源地址
源端口
目的地址
目的端口
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）所确认。即：
TCP连接 ：：={socket1，socket2} =
{（IP1 ：port1），（IP2 ：port2）}
源地址和目的地址的字段（32位）是在 IP 头部中，作用是通过 IP 协议发送报文给对方主机。
源端口和目的端口的字段（16位）是在 TCP 头部中，作用是告诉 TCP 协议应该把报文发给哪个进程。
有一个 IP 的服务器监听了一个端口，它的 TCP 的最大连接数是多少？
服务器通常固定在某个本地端口上监听，等待客户端的连接请求。
因此，客户端 IP 和 端口是可变的，其理论值计算公式如下:
对 IPv4，客户端的 IP 数最多为 2
的 32
次方，客户端的端口数最多为 2
的 16
次方，也就是服务端单机最大 TCP 连接数，约为 2
的 48
次方。
当然，服务端最大并发 TCP 连接数远不能达到理论上限。
首先主要是文件描述符限制，Socket 都是文件，所以首先要通过
ulimit
配置文件描述符的数目；另一个是内存限制，每个 TCP 连接都要占用一定内存，操作系统的内存是有限的。
二 TCP 三次握手和四次挥手(面试常客)
为了准确无误地把数据送达目标处，TCP协议采用了三次握手策略。
2.1 TCP 三次握手漫画图解
如下图所示，下面的两个机器人通过3次握手确定了对方能正确接收和发送消息(图片来源：《图解HTTP》)。
最开始的时候客户端和服务器都是处于CLOSED状态。主动打开连接的为客户端，被动打开连接的是服务器。
简单示意图：
客户端–发送带有 SYN 标志的数据包–一次握手–服务端
服务端–发送带有 SYN/ACK 标志的数据包–二次握手–客户端
客户端–发送带有带有 ACK 标志的数据包–三次握手–服务端
2.2 为什么要三次握手
三次握手的目的是建立可靠的通信信道，说到通讯，简单来说就是数据的发送与接收，而三次握手最主要的目的就是双方确认自己与对方的发送与接收是正常的。
第一次握手：Client 什么都不能确认；Server 确认了对方发送正常，自己接收正常
第二次握手：Client 确认了：自己发送、接收正常，对方发送、接收正常；Server 确认了：对方发送正常，自己接收正常
第三次握手：Client 确认了：自己发送、接收正常，对方发送、接收正常；Server 确认了：自己发送、接收正常，对方发送、接收正常
所以三次握手就能确认双发收发功能都正常，缺一不可。
可能这里有点混人，我的理解是，假设a是客户端，b是服务器，a向b发一个请求（一次握手），b接受了，但是此时a并不知道b是否收到，所以b回发一个确认（二次握手），a收到了这个确认，b知不知道a是否收到了呢，所以，a又要发一个确认给b，这样就能保证建立可靠的通信通道
为什么TCP客户端最后还要发送一次确认呢
一句话，主要防止已经失效的连接请求报文突然又传送到了服务器，从而产生错误。
如果使用的是两次握手建立连接，假设有这样一种场景，客户端发送了第一个请求连接并且没有丢失，只是因为在网络结点中滞留的时间太长了，由于TCP的客户端迟迟没有收到确认报文，以为服务器没有收到，此时重新向服务器发送这条报文，此后客户端和服务器经过两次握手完成连接，传输数据，然后关闭连接。此时此前滞留的那一次请求连接，网络通畅了到达了服务器，这个报文本该是失效的，但是，两次握手的机制将会让客户端和服务器再次建立连接，这将导致不必要的错误和资源的浪费。
如果采用的是三次握手，就算是那一次失效的报文传送过来了，服务端接受到了那条失效报文并且回复了确认报文，但是客户端不会再次发出确认。由于服务器收不到确认，就知道客户端并没有请求连接。
2.3 第2次握手传回了ACK，为什么还要传回SYN？
接收端传回发送端所发送的ACK是为了告诉客户端，我接收到的信息确实就是你所发送的信号了，这表明从客户端到服务端的通信是正常的。而回传SYN则是为了建立并确认从服务端到客户端的通信。”
SYN 同步序列编号(Synchronize Sequence Numbers) 是 TCP/IP 建立连接时使用的握手信号。在客户机和服务器之间建立正常的 TCP 网络连接时，客户机首先发出一个 SYN 消息，服务器使用 SYN-ACK 应答表示接收到了这个消息，最后客户机再以 ACK(Acknowledgement）消息响应。这样在客户机和服务器之间才能建立起可靠的 TCP 连接，数据才可以在客户机和服务器之间传递。
同步SYN
在连接建立时用来同步序号。当SYN=1而ACK=0时，表明这是连接请求报文段。对方若同意建立连接，则应在响应的报文段中使SYN=1和ACK=1。因此，SYN置为1就表示这是一个连接请求或连接接受报文
确认ACK
仅当ACK=1时确认字段才有效。当ACK=0时，确认号无效。TCP规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把ACK置1
终止FIN
用来释放一个连接。当FIN=1时，表明此报文段的发送方的数据已经发送完毕，并要求释放运输连接、
RST：
该位为 1 时，表示 TCP 连接中出现异常必须强制断开连接
接下来说一些细节上的问题
TCP 三次握手过程和状态变迁
TCP 是面向连接的协议，所以使用 TCP 前必须先建立连接，而建立连接是通过三次握手来进行的。
TCP 三次握手
一开始，客户端和服务端都处于
CLOSED
状态。先是服务端主动监听某个端口，处于LISTEN
状态
第一个报文—— SYN 报文
客户端会随机初始化序号（
client_isn
），将此序号置于 TCP 首部的「序号」字段中，同时把SYN
标志位置为1
，表示SYN
报文。接着把第一个 SYN 报文发送给服务端，表示向服务端发起连接，该报文不包含应用层数据，之后客户端处于SYN-SENT
状态。
第二个报文 —— SYN + ACK 报文
服务端收到客户端的
SYN
报文后，首先服务端也随机初始化自己的序号（server_isn
），将此序号填入 TCP 首部的「序号」字段中，其次把 TCP 首部的「确认应答号」字段填入client_isn + 1
, 接着把SYN
和ACK
标志位置为1
。最后把该报文发给客户端，该报文也不包含应用层数据，之后服务端处于SYN-RCVD
状态。
第三个报文 —— ACK 报文
客户端收到服务端报文后，还要向服务端回应最后一个应答报文，首先该应答报文 TCP 首部
ACK
标志位置为1
，其次「确认应答号」字段填入server_isn + 1
，最后把报文发送给服务端，这次报文可以携带客户到服务器的数据，之后客户端处于ESTABLISHED
状态。服务器收到客户端的应答报文后，也进入
ESTABLISHED （established 确定）
状态。
从上面的过程可以发现第三次握手是可以携带数据的，前两次握手是不可以携带数据的，这也是面试常问的题。！！！！！
附上计算机网络谢希仁的图 ，细节经典
一旦完成三次握手，双方都处于 ESTABLISHED
状态，此时连接就已建立完成，客户端和服务端就可以相互发送数据了。
如何在 Linux 系统中查看 TCP 状态？
TCP 的连接状态查看，在 Linux 可以通过 netstat -napt
命令查看。
TCP 连接状态查看
为什么是三次握手？不是两次、四次？
相信大家比较常回答的是：“因为三次握手才能保证双方具有接收和发送的能力。”
这回答是没问题，但这回答是片面的，并没有说出主要的原因。
在前面我们知道了什么是 TCP 连接：
用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息，这些信息的组合，包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。
所以，重要的是为什么三次握手才可以初始化Socket、序列号和窗口大小并建立 TCP 连接。
接下来以三个方面分析三次握手的原因：
三次握手才可以阻止重复历史连接的初始化（主要原因）
三次握手才可以同步双方的初始序列号
三次握手才可以避免资源浪费
原因一：避免历史连接
我们来看看 RFC 793 指出的 TCP 连接使用三次握手的首要原因：
The principle reason for the three-way handshake is to prevent old duplicate connection initiations from causing confusion.
简单来说，三次握手的首要原因是为了防止旧的重复连接初始化造成混乱。
网络环境是错综复杂的，往往并不是如我们期望的一样，先发送的数据包，就先到达目标主机，反而它很骚，可能会由于网络拥堵等乱七八糟的原因，会使得旧的数据包，先到达目标主机，那么这种情况下 TCP 三次握手是如何避免的呢？
三次握手避免历史连接
客户端连续发送多次 SYN 建立连接的报文，在网络拥堵情况下：
一个「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端；
那么此时服务端就会回一个
SYN + ACK
报文给客户端；客户端收到后可以根据自身的上下文，判断这是一个历史连接（序列号过期或超时），那么客户端就会发送
RST
报文给服务端，表示中止这一次连接。
如果是两次握手连接，就不能判断当前连接是否是历史连接，三次握手则可以在客户端（发送方）准备发送第三次报文时，客户端因有足够的上下文来判断当前连接是否是历史连接：
如果是历史连接（序列号过期或超时），则第三次握手发送的报文是
RST
报文，以此中止历史连接；如果不是历史连接，则第三次发送的报文是
ACK
报文，通信双方就会成功建立连接；
所以，TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因是防止历史连接初始化了连接。
原因二：同步双方初始序列号
TCP 协议的通信双方， 都必须维护一个「序列号」， 序列号是可靠传输的一个关键因素，它的作用：
接收方可以去除重复的数据；
接收方可以根据数据包的序列号按序接收；
可以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的；
可见，序列号在 TCP 连接中占据着非常重要的作用，所以当客户端发送携带「初始序列号」的 SYN
报文的时候，需要服务端回一个 ACK
应答报文，表示客户端的 SYN 报文已被服务端成功接收，那当服务端发送「初始序列号」给客户端的时候，依然也要得到客户端的应答回应，这样一来一回，才能确保双方的初始序列号能被可靠的同步。
四次握手与三次握手
四次握手其实也能够可靠的同步双方的初始化序号，但由于第二步和第三步可以优化成一步，所以就成了「三次握手」。
而两次握手只保证了一方的初始序列号能被对方成功接收，没办法保证双方的初始序列号都能被确认接收。
原因三：避免资源浪费
如果只有「两次握手」，当客户端的 SYN
请求连接在网络中阻塞，客户端没有接收到 ACK
报文，就会重新发送 SYN
，由于没有第三次握手，服务器不清楚客户端是否收到了自己发送的建立连接的 ACK
确认信号，所以每收到一个 SYN
就只能先主动建立一个连接，这会造成什么情况呢？
如果客户端的 SYN
阻塞了，重复发送多次 SYN
报文，那么服务器在收到请求后就会建立多个冗余的无效链接，造成不必要的资源浪费。
两次握手会造成资源浪费
即两次握手会造成消息滞留情况下，服务器重复接受无用的连接请求 SYN
报文，而造成重复分配资源。
小结
TCP 建立连接时，通过三次握手能防止历史连接的建立，能减少双方不必要的资源开销，能帮助双方同步初始化序列号。序列号能够保证数据包不重复、不丢弃和按序传输。
不使用「两次握手」和「四次握手」的原因：
「两次握手」：无法防止历史连接的建立，会造成双方资源的浪费，也无法可靠的同步双方序列号；
「四次握手」：三次握手就已经理论上最少可靠连接建立，所以不需要使用更多的通信次数。
TCP连接断开
2.5 为什么要四次挥手
TCP 四次挥手过程和状态变迁
天下没有不散的宴席，对于 TCP 连接也是这样， TCP 断开连接是通过四次挥手方式。(注：ESTABLISHED表示已建立连接状态)
双方都可以主动断开连接，断开连接后主机中的「资源」将被释放。
客户端主动关闭连接 —— TCP 四次挥手
客户端打算关闭连接，此时会发送一个 TCP 首部
FIN
标志位被置为1
的报文，也即FIN
报文，之后客户端进入FIN_WAIT_1
状态。服务端收到该报文后，就向客户端发送
ACK
应答报文，接着服务端进入CLOSED_WAIT
状态。客户端收到服务端的
ACK
应答报文后，之后进入FIN_WAIT_2
状态。等待服务端处理完数据后，也向客户端发送
FIN
报文，之后服务端进入LAST_ACK
状态。客户端收到服务端的
FIN
报文后，回一个ACK
应答报文，之后进入TIME_WAIT
状态服务器收到了
ACK
应答报文后，就进入了CLOSED
状态，至此服务端已经完成连接的关闭。客户端在经过
2MSL
一段时间后，自动进入CLOSED
状态，至此客户端也完成连接的关闭。
你可以看到，每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手。
这里一点需要注意是：主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态
为什么挥手需要四次？
再来回顾下四次挥手双方发 FIN
包的过程，就能理解为什么需要四次了。
关闭连接时，客户端向服务端发送
FIN
时，仅仅表示客户端不再发送数据了但是还能接收数据。服务器收到客户端的
FIN
报文时，先回一个ACK
应答报文，而服务端可能还有数据需要处理和发送，等服务端不再发送数据时，才发送FIN
报文给客户端来表示同意现在关闭连接。
从上面过程可知，服务端通常需要等待完成数据的发送和处理，所以服务端的 ACK
和 FIN
一般都会分开发送，从而比三次握手导致多了一次。
举个例子：A 和 B 打电话，通话即将结束后，A 说“我没啥要说的了”，B回答“我知道了”，但是 B 可能还会有要说的话，A 不能要求 B 跟着自己的节奏结束通话，于是 B 可能又巴拉巴拉说了一通，最后 B 说“我说完了”，A 回答“知道了”，这样通话才算结束。
为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？
MSL
是 Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个 TTL
字段，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。
MSL 与 TTL 的区别：MSL 的单位是时间，而 TTL 是经过路由跳数。所以 MSL 应该要大于等于 TTL 消耗为 0 的时间，以确保报文已被自然消亡。
TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比较合理的解释是：网络中可能存在来自发送方的数据包，当这些发送方的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应，所以一来一回需要等待 2 倍的时间。
比如如果被动关闭方没有收到断开连接的最后的 ACK 报文，就会触发超时重发 Fin 报文，另一方接收到 FIN 后，会重发 ACK 给被动关闭方， 一来一去正好 2 个 MSL。
2MSL
的时间是从客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的。如果在 TIME-WAIT 时间内，因为客户端的 ACK 没有传输到服务端，客户端又接收到了服务端重发的 FIN 报文，那么 2MSL 时间将重新计时。
在 Linux 系统里 2MSL
默认是 60
秒，那么一个 MSL
也就是 30
秒。Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时间为固定的 60 秒。
其定义在 Linux 内核代码里的名称为 TCP_TIMEWAIT_LEN：
#define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) /* how long to wait to destroy TIME-WAITstate, about 60 seconds */
如果要修改 TIME_WAIT 的时间长度，只能修改 Linux 内核代码里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值，并重新编译 Linux 内核
为什么需要 TIME_WAIT 状态？
1.保证连接正确关闭
TIME-WAIT 作用是等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。为了保证客户端发送的最后一个ACK报文段能够到达服务端。这个ACK报文段有可能会丢失，因而使处在LAST-ACK状态的服务器端收不到对已发送的FIN-ACK报文段的确认，
服务端会超时重传这个FIN-ACK报文段，而客户端就能在2MSL时间内收到这个重传的报文段。接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后，客户端和服务器端都正常进入到CLOSED状态。如果客户端在TIME-WAIT 状态下不等待一段时间，而是在发送完ACK报文段后立即释放连接，那么就无法收到服务器重传的FIN-ACK报文段，因此也无发一次确认给服务器，服务器无法正常关闭。
假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，断开连接会造成什么问题呢？
如果 TIME-WAIT 等待足够长的情况就会遇到两种情况：
服务端正常收到四次挥手的最后一个
ACK
报文，则服务端正常关闭连接。服务端没有收到四次挥手的最后一个
ACK
报文时，则会重发FIN
关闭连接报文并等待新的ACK
报文。
所以客户端在 TIME-WAIT
状态等待 2MSL
时间后，就可以保证双方的连接都可以正常的关闭。
2：防止旧连接的数据包
假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，被延迟的数据包抵达后会发生什么呢？
接收到历史数据的异常
如上图黄色框框服务端在关闭连接之前发送的
SEQ = 301
报文，被网络延迟了。这时有相同端口的 TCP 连接被复用后，被延迟的
SEQ = 301
抵达了客户端，那么客户端是有可能正常接收这个过期的报文，这就会产生数据错乱等严重的问题。
所以，TCP 就设计出了这么一个机制，经过 2MSL
这个时间，足以让两个方向上的数据包都被丢弃，使得原来连接的数据包在网络中都自然消失，再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的
如果已经建立了连接，但是客户端突然出现故障了怎么办？
TCP 有一个机制是保活机制。这个机制的原理是这样的：
定义一个时间段，在这个时间段内，如果没有任何连接相关的活动，TCP 保活机制会开始作用，每隔一个时间间隔，发送一个探测报文，该探测报文包含的数据非常少，如果连续几个探测报文都没有得到响应，则认为当前的 TCP 连接已经死亡，系统内核将错误信息通知给上层应用程序。
在 Linux 内核可以有对应的参数可以设置保活时间、保活探测的次数、保活探测的时间间隔，以下都为默认值：
net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9
tcp_keepalive_time=7200：表示保活时间是 7200 秒（2小时），也就 2 小时内如果没有任何连接相关的活动，则会启动保活机制
tcp_keepalive_intvl=75：表示每次检测间隔 75 秒；
tcp_keepalive_probes=9：表示检测 9 次无响应，认为对方是不可达的，从而中断本次的连接。
也就是说在 Linux 系统中，最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接。
这个时间是有点长的，我们也可以根据实际的需求，对以上的保活相关的参数进行设置。
如果开启了 TCP 保活，需要考虑以下几种情况：
第一种，对端程序是正常工作的。当 TCP 保活的探测报文发送给对端, 对端会正常响应，这样 TCP 保活时间会被重置，等待下一个 TCP 保活时间的到来。
第二种，对端程序崩溃并重启。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后，对端是可以响应的，但由于没有该连接的有效信息，会产生一个 RST （复位RST表明TCP连接中出现严重差错）报文，这样很快就会发现 TCP 连接已经被重置。
第三种，是对端程序崩溃，或对端由于其他原因导致报文不可达。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后，石沉大海，没有响应，连续几次，达到保活探测次数后，TCP 会报告该 TCP 连接已经死亡。
三. Socket 编程（应用进程跨越网络的通信）
系统调用和应用编程接口
大多数操作系统使用系统调用在应用程序和操作系统之间传递控制权，只要应用进程需要从操作系统获得服务，就要把控制权传递给操作系统，操作系统在执行必要的操作后把控制权返回给应用进程。因此，系统调用接口实际上就是应用进程的控制权和操作系统的控制权进行转换的接口。由于应用进程在使用系统调用之前要编写一些程序，特别是需要设置系统调用的许多参数，因此这种系统调用接口又称为应用编程API。现在TCP/IP协议软件已经驻留在操作系统中，目前有几种可供应用程序使用TCP/IP的应用编程接口API，其中UNIX操作系统定义了一种API，它又称为socket interface。
TCP 套接字编程
与UDP不同，TCP是一个面向连接的协议。这意味着客户和服务器能够互相发送数据之前，他们先要握手和创建一个TCP连接。TCP连接的一端与客户套接字相连，另一端与服务器套接字相连。使用创建的TCP连接，当一侧要向另一侧发送数据时，它只需经过套接字将数据丢到TCP连接，这与UDP不同，UDP服务器在将分组丢进套接字之前必须为其附上一个目的地地址。
现在我们来观察一下TCP中客户程序与服务器程序之间的交互。客户具有向服务器发起接触的任务。服务器为了能够对客户的初始接触做出反应，服务器必须已经准备好。这意味这两件事，第一，与在UDP中的情况一样，TCP服务器在客户试图发起接触前必须作为服务器运行起来。第二，服务器程序必须要有一扇特殊的门，更准确的说是一个特殊的套接字，该门欢迎来自运行在任何主机上的客户进程的某种初始接触。如果把房子与门来比喻进程和套接字，有时候我们将客户的初始接触称为“敲欢迎之门”。
随着服务器进程的运行，客户进程能够向服务器发起一个TCP连接。这是由客户程序创建一个TCP套接字实现的。当该客户生成其TCP套接字时，它指定了服务器欢迎套接字的地址，即服务器主机的IP地址及其套接字的端口号。生成其套接字后，该客户发起了一次三次握手并创建与服务器的一个TCP连接。发生在传输层的三次握手，对于客户与服务器程序是完全透明的。
在三次握手期间，客户进程敲服务器进程的欢迎之门。当该服务器“听到”敲门声，它将生成一扇新门（一个新套接字）。在我们下面的例子中，欢迎之门是一个我们称为serverSocket 的TCP 套接字对象；它是专门对客户进行连接的新套接字，称为连接套接字。
我们使用简单的客户-服务器应用程序来展示TCP套接字编程： 客户向服务器发送一行数据，服务器将这行改为大写并发送回客户。
应用程序客户端代码
TCPClient.pyfrom socket import *serverName ='servername'serverPort =12000clientSocket =socket(AF_INET,SOCK_STREAM)//客户套接字创建，第一个参数表明底层网络使用IPv4//第二个参数表示该套接字参数指示它是一个TCP套接字//注意，我们创建客户端套接字时没有指定端口号，相反，我们让操作系统为我们做此事情，//此时下一行代码和我们在UDPClient中看到的极为不同clientSocket.connect((serverName,serverPort))//连接服务器端的地址，这行代码执行完后，执行三次握手，并在客户和服务器之间创建一条TCP连接sentence =raw_input('INput lowercase sentence')clientSocket.send(sentence.encode())//上一行通过该客户的套接字并进入TCP连接发送字符串sentence。值得注意的是//该程序并未显式地创建一个分组并为该分组附上目的地址，而使用UDP套接字却要这样做modifiedSentence =clientSocket.recv(1024)print('From Server: ',modifiedSentence.decode())clientSocket.close()
服务器程序
from socket import *serverPort =12000serverSocket =socket(AF_INET,SOCK_STREAM)serverSocket.bind('' ,serverPort)//与UDPServer类似，我们将服务器端口号serverPort与该套接字关联起来，显式的为服务器分配端口号serverSocket.listen(1)//让服务器聆听来自客户端的TCP连接请求，其中参数定义了请求连接的最大数（至少为1）print(' The server is ready to recevive')while True :connectionSocket, addr =serverSocket.accept()//当客户敲门时，程序为serverSocket 调用accept()方法，这在//服务器中创建了connectionSocket的新套接字，由这个特定的客户专用//客户和服务器则完成了握手，之间创建了一个TCP连接，通过此连接客户和服务器能够互相发送字节//使用TCP，从一侧发送的所有字节不仅确保可以到达另一侧，而且可以顺序到达sentence =connectionSocket.recv(1024).decode()capitalizedSentence =sentence.upper()connectionSocket.send(capitalizedSentence.encode())connectionSocket.close()
TCP 协议如何保证可靠传输
相信大家都知道 TCP 是一个可靠传输的协议，那它是如何保证可靠的呢？
为了实现可靠性传输，需要考虑很多事情，例如数据的破坏、丢包、重复以及分片顺序混乱等问题。如不能解决这些问题，也就无从谈起可靠传输。
那么，TCP 是通过序列号、确认应答、重发控制、连接管理以及窗口控制等机制实现可靠性传输的。
今天，将重点介绍 TCP 的重传机制、滑动窗口、流量控制、拥塞控制。
重传机制
TCP 实现可靠传输的方式之一，是通过序列号与确认应答。
在 TCP 中，当发送端的数据到达接收主机时，接收端主机会返回一个确认应答消息，表示已收到消息。
正常的数据传输
但在错综复杂的网络，并不一定能如上图那么顺利能正常的数据传输，万一数据在传输过程中丢失了呢？
所以 TCP 针对数据包丢失的情况，会用重传机制解决。
接下来说说常见的重传机制：
超时重传
快速重传
SACK
D-SACK
超时重传
重传机制的其中一个方式，就是在发送数据时，设定一个定时器，当超过指定的时间后，没有收到对方的 ACK
确认应答报文，就会重发该数据，也就是我们常说的超时重传。
TCP 会在以下两种情况发生超时重传：
数据包丢失
确认应答丢失
超时重传的两种情况
超时时间应该设置为多少呢？
我们先来了解一下什么是 RTT
（Round-Trip Time 往返时延），从下图我们就可以知道：
RTT
RTT
就是数据从网络一端传送到另一端所需的时间，也就是包的往返时间。
超时重传时间是以 RTO
（Retransmission Timeout 超时重传时间）表示。
假设在重传的情况下，超时时间 RTO
「较长或较短」时，会发生什么事情呢？
超时时间较长与较短
上图中有两种超时时间不同的情况：
当超时时间 RTO 较大时，重发就慢，丢了老半天才重发，没有效率，性能差；
当超时时间 RTO 较小时，会导致可能并没有丢就重发，于是重发的就快，会增加网络拥塞，导致更多的超时，更多的超时导致更多的重发。
精确的测量超时时间 RTO
的值是非常重要的，这可让我们的重传机制更高效。
根据上述的两种情况，我们可以得知，超时重传时间 RTO 的值应该略大于报文往返 RTT 的值。
RTO 应略大于 RTT
至此，可能大家觉得超时重传时间 RTO
的值计算，也不是很复杂嘛。
好像就是在发送端发包时记下 t0
，然后接收端再把这个 ack
回来时再记一个 t1
，于是 RTT = t1 – t0
。没那么简单，这只是一个采样，不能代表普遍情况。
实际上「报文往返 RTT 的值」是经常变化的，因为我们的网络也是时常变化的。也就因为「报文往返 RTT 的值」 是经常波动变化的，所以「超时重传时间 RTO 的值」应该是一个动态变化的值。
我们来看看 Linux 是如何计算 RTO
的呢？
估计往返时间，通常需要采样以下两个：
需要 TCP 通过采样 RTT 的时间，然后进行加权平均，算出一个平滑 RTT 的值，而且这个值还是要不断变化的，因为网络状况不断地变化。
除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，这样就避免如果 RTT 有一个大的波动的话，很难被发现的情况。
RFC6289 建议使用以下的公式计算 RTO：
RFC6289 建议的 RTO 计算
其中 SRTT
是计算平滑的RTT ，DevRTR
是计算平滑的RTT 与 最新 RTT 的差距。
在 Linux 下，α = 0.125，β = 0.25， μ = 1，∂ = 4。别问怎么来的，问就是大量实验中调出来的。
如果超时重发的数据，再次超时的时候，又需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。
也就是每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。
超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢？
于是就可以用「快速重传」机制来解决超时重发的时间等待。
快速重传
TCP 还有另外一种快速重传（Fast Retransmit）机制，它不以时间为驱动，而是以数据驱动重传。
快速重传机制，是如何工作的呢？其实很简单，一图胜千言。
快速重传机制
在上图，发送方发出了 1，2，3，4，5 份数据：
第一份 Seq1 先送到了，于是就 Ack 回 2；
结果 Seq2 因为某些原因没收到，Seq3 到达了，于是还是 Ack 回 2；
后面的 Seq4 和 Seq5 都到了，但还是 Ack 回 2，因为 Seq2 还是没有收到；
发送端收到了三个 Ack = 2 的确认，知道了 Seq2 还没有收到，就会在定时器过期之前，重传丢失的 Seq2。
最后，收到了 Seq2，此时因为 Seq3，Seq4，Seq5 都收到了，于是 Ack 回 6 。
所以，快速重传的工作方式是当收到三个相同的 ACK 报文时，会在定时器过期之前，重传丢失的报文段。
快速重传机制只解决了一个问题，就是超时时间的问题，但是它依然面临着另外一个问题。就是重传的时候，是重传之前的一个，还是重传所有的问题。
比如对于上面的例子，是重传 Seq2 呢？还是重传 Seq2、Seq3、Seq4、Seq5 呢？因为发送端并不清楚这连续的三个 Ack 2 是谁传回来的。
根据 TCP 不同的实现，以上两种情况都是有可能的。可见，这是一把双刃剑。
为了解决不知道该重传哪些 TCP 报文，于是就有 SACK
方法。
SACK 方法
还有一种实现重传机制的方式叫：SACK
（ Selective Acknowledgment 选择性确认）。
这种方式需要在 TCP 头部「选项」字段里加一个 SACK
的东西，它可以将缓存的地图发送给发送方，这样发送方就可以知道哪些数据收到了，哪些数据没收到，知道了这些信息，就可以只重传丢失的数据。
如下图，发送方收到了三次同样的 ACK 确认报文，于是就会触发快速重发机制，通过 SACK
信息发现只有 200~299
这段数据丢失，则重发时，就只选择了这个 TCP 段进行重复。
选择性确认
如果要支持 SACK
，必须双方都要支持。在 Linux 下，可以通过 net.ipv4.tcp_sack
参数打开这个功能（Linux 2.4 后默认打开）。
Duplicate SACK
Duplicate SACK 又称 D-SACK
，其主要使用了 SACK 来告诉「发送方」有哪些数据被重复接收了。
下面举例两个栗子，来说明 D-SACK
的作用。
栗子一号：ACK 丢包
ACK 丢包
「接收方」发给「发送方」的两个 ACK 确认应答都丢失了，所以发送方超时后，重传第一个数据包（3000 ~ 3499）
于是「接收方」发现数据是重复收到的，于是回了一个 SACK = 3000~3500，告诉「发送方」 3000~3500 的数据早已被接收了，因为 ACK 都到了 4000 了，已经意味着 4000 之前的所有数据都已收到，所以这个 SACK 就代表着
D-SACK
。这样「发送方」就知道了，数据没有丢，是「接收方」的 ACK 确认报文丢了。
栗子二号：网络延时
网络延时
数据包（1000~1499） 被网络延迟了，导致「发送方」没有收到 Ack 1500 的确认报文。
而后面报文到达的三个相同的 ACK 确认报文，就触发了快速重传机制，但是在重传后，被延迟的数据包（1000~1499）又到了「接收方」；
所以「接收方」回了一个 SACK=1000~1500，因为 ACK 已经到了 3000，所以这个 SACK 是 D-SACK，表示收到了重复的包。
这样发送方就知道快速重传触发的原因不是发出去的包丢了，也不是因为回应的 ACK 包丢了，而是因为网络延迟了。
可见，D-SACK
有这么几个好处：
可以让「发送方」知道，是发出去的包丢了，还是接收方回应的 ACK 包丢了;
可以知道是不是「发送方」的数据包被网络延迟了;
可以知道网络中是不是把「发送方」的数据包给复制了;
在 Linux 下可以通过 net.ipv4.tcp_dsack
参数开启/关闭这个功能（Linux 2.4 后默认打开）。
滑动窗口
引入窗口概念的原因
我们都知道 TCP 是每发送一个数据，都要进行一次确认应答。当上一个数据包收到了应答了， 再发送下一个。
这个模式就有点像我和你面对面聊天，你一句我一句。但这种方式的缺点是效率比较低的。
如果你说完一句话，我在处理其他事情，没有及时回复你，那你不是要干等着我做完其他事情后，我回复你，你才能说下一句话，很显然这不现实。
按数据包进行确认应答
所以，这样的传输方式有一个缺点：数据包的往返时间越长，通信的效率就越低。
为解决这个问题，TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下，它也不会降低网络通信的效率。
那么有了窗口，就可以指定窗口大小，窗口大小就是指无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值。
窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间，发送方主机在等到确认应答返回之前，必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答，此时数据就可以从缓存区清除。
假设窗口大小为 3
个 TCP 段，那么发送方就可以「连续发送」 3
个 TCP 段，并且中途若有 ACK 丢失，可以通过「下一个确认应答进行确认」。如下图：
用滑动窗口方式并行处理
图中的 ACK 600 确认应答报文丢失，也没关系，因为可以通过下一个确认应答进行确认，只要发送方收到了 ACK 700 确认应答，就意味着 700 之前的所有数据「接收方」都收到了。这个模式就叫累计确认或者累计应答。
窗口大小由哪一方决定？
TCP 头里有一个字段叫 Window
，也就是窗口大小。
这个字段是接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来。
所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。
发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小，否则接收方就无法正常接收到数据。
发送方的滑动窗口
我们先来看看发送方的窗口，下图就是发送方缓存的数据，根据处理的情况分成四个部分，其中深蓝色方框是发送窗口，紫色方框是可用窗口：
#1 是已发送并收到 ACK确认的数据：1~31 字节
#2 是已发送但未收到 ACK确认的数据：32~45 字节
#3 是未发送但总大小在接收方处理范围内（接收方还有空间）：46~51字节
#4 是未发送但总大小超过接收方处理范围（接收方没有空间）：52字节以后
在下图，当发送方把数据「全部」都一下发送出去后，可用窗口的大小就为 0 了，表明可用窗口耗尽，在没收到 ACK 确认之前是无法继续发送数据了。
可用窗口耗尽
在下图，当收到之前发送的数据 32~36
字节的 ACK 确认应答后，如果发送窗口的大小没有变化，则滑动窗口往右边移动 5 个字节，因为有 5 个字节的数据被应答确认，接下来 52~56
字节又变成了可用窗口，那么后续也就可以发送 52~56
这 5 个字节的数据了。
32 ~ 36 字节已确认
程序是如何表示发送方的四个部分的呢？
TCP 滑动窗口方案使用三个指针来跟踪在四个传输类别中的每一个类别中的字节。其中两个指针是绝对指针（指特定的序列号），一个是相对指针（需要做偏移）。
SND.WND、SND.UN、SND.NXT
SND.WND
：表示发送窗口的大小（大小是由接收方指定的）；SND.UNA
：是一个绝对指针，它指向的是已发送但未收到确认的第一个字节的序列号，也就是 #2 的第一个字节。SND.NXT
：也是一个绝对指针，它指向未发送但可发送范围的第一个字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要
SND.UNA
指针加上SND.WND
大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。
那么可用窗口大小的计算就可以是：
可用窗口大 = SND.WND -（SND.NXT - SND.UNA）
接收方的滑动窗口
接下来我们看看接收方的窗口，接收窗口相对简单一些，根据处理的情况划分成三个部分：
#1 + #2 是已成功接收并确认的数据（等待应用进程读取）；
#3 是未收到数据但可以接收的数据；
#4 未收到数据并不可以接收的数据；
接收窗口
其中三个接收部分，使用两个指针进行划分:
RCV.WND
：表示接收窗口的大小，它会通告给发送方。RCV.NXT
：是一个指针，它指向期望从发送方发送来的下一个数据字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。指向 #4 的第一个字节是个相对指针，它需要
RCV.NXT
指针加上RCV.WND
大小的偏移量，就可以指向 #4 的第一个字节了。
接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗？
并不是完全相等，接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。
因为滑动窗口并不是一成不变的。比如，当接收方的应用进程读取数据的速度非常快的话，这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小，是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传输过程是存在时延的，所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。
流量控制
发送方不能无脑的发数据给接收方，要考虑接收方处理能力。
如果一直无脑的发数据给对方，但对方处理不过来，那么就会导致触发重发机制，从而导致网络流量的无端的浪费。
为了解决这种现象发生，TCP 提供一种机制可以让「发送方」根据「接收方」的实际接收能力控制发送的数据量，这就是所谓的流量控制。
下面举个栗子，为了简单起见，假设以下场景：
客户端是接收方，服务端是发送方
假设接收窗口和发送窗口相同，都为
200假设两个设备在整个传输过程中都保持相同的窗口大小，不受外界影响
流量控制
根据上图的流量控制，说明下每个过程：
客户端向服务端发送请求数据报文。这里要说明下，本次例子是把服务端作为发送方，所以没有画出服务端的接收窗口。
服务端收到请求报文后，发送确认报文和 80 字节的数据，于是可用窗口
Usable
减少为 120 字节，同时SND.NXT
指针也向右偏移 80 字节后，指向 321，这意味着下次发送数据的时候，序列号是 321。客户端收到 80 字节数据后，于是接收窗口往右移动 80 字节，
RCV.NXT
也就指向 321，这意味着客户端期望的下一个报文的序列号是 321，接着发送确认报文给服务端。服务端再次发送了 120 字节数据，于是可用窗口耗尽为 0，服务端无法再继续发送数据。
客户端收到 120 字节的数据后，于是接收窗口往右移动 120 字节，
RCV.NXT
也就指向 441，接着发送确认报文给服务端。服务端收到对 80 字节数据的确认报文后，
SND.UNA
指针往右偏移后指向 321，于是可用窗口Usable
增大到 80。服务端收到对 120 字节数据的确认报文后，
SND.UNA
指针往右偏移后指向 441，于是可用窗口Usable
增大到 200。服务端可以继续发送了，于是发送了 160 字节的数据后，
SND.NXT
指向 601，于是可用窗口Usable
减少到 40。客户端收到 160 字节后，接收窗口往右移动了 160 字节，
RCV.NXT
也就是指向了 601，接着发送确认报文给服务端。服务端收到对 160 字节数据的确认报文后，发送窗口往右移动了 160 字节，于是
SND.UNA
指针偏移了 160 后指向 601，可用窗口Usable
也就增大至了 200。
操作系统缓冲区与滑动窗口的关系
前面的流量控制例子，我们假定了发送窗口和接收窗口是不变的，但是实际上，发送窗口和接收窗口中所存放的字节数，都是放在操作系统内存缓冲区中的，而操作系统的缓冲区，会被操作系统调整。
当应用进程没办法及时读取缓冲区的内容时，也会对我们的缓冲区造成影响。
那操心系统的缓冲区，是如何影响发送窗口和接收窗口的呢？
我们先来看看第一个例子。
当应用程序没有及时读取缓存时，发送窗口和接收窗口的变化。
考虑以下场景：
客户端作为发送方，服务端作为接收方，发送窗口和接收窗口初始大小为
360
；服务端非常的繁忙，当收到客户端的数据时，应用层不能及时读取数据。
根据上图的流量控制，说明下每个过程：
客户端发送 140 字节数据后，可用窗口变为 220 （360 - 140）。
服务端收到 140 字节数据，但是服务端非常繁忙，应用进程只读取了 40 个字节，还有 100 字节占用着缓冲区，于是接收窗口收缩到了 260 （360 - 100），最后发送确认信息时，将窗口大小通告给客户端。
客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 260。
客户端发送 180 字节数据，此时可用窗口减少到 80。
服务端收到 180 字节数据，但是应用程序没有读取任何数据，这 180 字节直接就留在了缓冲区，于是接收窗口收缩到了 80 （260 - 180），并在发送确认信息时，通过窗口大小给客户端。
客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 80。
客户端发送 80 字节数据后，可用窗口耗尽。
服务端收到 80 字节数据，但是应用程序依然没有读取任何数据，这 80 字节留在了缓冲区，于是接收窗口收缩到了 0，并在发送确认信息时，通过窗口大小给客户端。
客户端收到确认和窗口通告报文后，发送窗口减少为 0。
可见最后窗口都收缩为 0 了，也就是发生了窗口关闭。当发送方可用窗口变为 0 时，发送方实际上会定时发送窗口探测报文，以便知道接收方的窗口是否发生了改变，这个内容后面会说，这里先简单提一下。
我们先来看看第二个例子。
当服务端系统资源非常紧张的时候，操心系统可能会直接减少了接收缓冲区大小，这时应用程序又无法及时读取缓存数据，那么这时候就有严重的事情发生了，会出现数据包丢失的现象。
说明下每个过程：
客户端发送 140 字节的数据，于是可用窗口减少到了 220。
服务端因为现在非常的繁忙，操作系统于是就把接收缓存减少了 120 字节，当收到 140 字节数据后，又因为应用程序没有读取任何数据，所以 140 字节留在了缓冲区中，于是接收窗口大小从 360 收缩成了 100，最后发送确认信息时，通告窗口大小给对方。
此时客户端因为还没有收到服务端的通告窗口报文，所以不知道此时接收窗口收缩成了 100，客户端只会看自己的可用窗口还有 220，所以客户端就发送了 180 字节数据，于是可用窗口减少到 40。
服务端收到了 180 字节数据时，发现数据大小超过了接收窗口的大小，于是就把数据包丢失了。
客户端收到第 2 步时，服务端发送的确认报文和通告窗口报文，尝试减少发送窗口到 100，把窗口的右端向左收缩了 80，此时可用窗口的大小就会出现诡异的负值。
所以，如果发生了先减少缓存，再收缩窗口，就会出现丢包的现象。
为了防止这种情况发生，TCP 规定是不允许同时减少缓存又收缩窗口的，而是采用先收缩窗口，过段时间再减少缓存，这样就可以避免了丢包情况。
窗口关闭
在前面我们都看到了，TCP 通过让接收方指明希望从发送方接收的数据大小（窗口大小）来进行流量控制。
如果窗口大小为 0 时，就会阻止发送方给接收方传递数据，直到窗口变为非 0 为止，这就是窗口关闭。
窗口关闭潜在的危险
接收方向发送方通告窗口大小时，是通过 ACK
报文来通告的。
那么，当发生窗口关闭时，接收方处理完数据后，会向发送方通告一个窗口非 0 的 ACK 报文，如果这个通告窗口的 ACK 报文在网络中丢失了，那麻烦就大了。
窗口关闭潜在的危险
这会导致发送方一直等待接收方的非 0 窗口通知，接收方也一直等待发送方的数据，如不采取措施，这种相互等待的过程，会造成了死锁的现象。
TCP 是如何解决窗口关闭时，潜在的死锁现象呢？
为了解决这个问题，TCP 为每个连接设有一个持续定时器，只要 TCP 连接一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。
如果持续计时器超时，就会发送窗口探测 ( Window probe ) 报文，而对方在确认这个探测报文时，给出自己现在的接收窗口大小。
窗口探测
如果接收窗口仍然为 0，那么收到这个报文的一方就会重新启动持续计时器；
如果接收窗口不是 0，那么死锁的局面就可以被打破了。
窗口探测的次数一般为 3 次，每次大约 30-60 秒（不同的实现可能会不一样）。如果 3 次过后接收窗口还是 0 的话，有的 TCP 实现就会发 RST
报文来中断连接。
糊涂窗口综合症
如果接收方太忙了，来不及取走接收窗口里的数据，那么就会导致发送方的发送窗口越来越小。
到最后，如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个字节的窗口，而发送方会义无反顾地发送这几个字节，这就是糊涂窗口综合症。
要知道，我们的 TCP + IP
头有 40
个字节，为了传输那几个字节的数据，要达上这么大的开销，这太不经济了。
就好像一个可以承载 50 人的大巴车，每次来了一两个人，就直接发车。除非家里有矿的大巴司机，才敢这样玩，不然迟早破产。要解决这个问题也不难，大巴司机等乘客数量超过了 25 个，才认定可以发车。
现举个糊涂窗口综合症的栗子，考虑以下场景：
接收方的窗口大小是 360 字节，但接收方由于某些原因陷入困境，假设接收方的应用层读取的能力如下：
接收方每接收 3 个字节，应用程序就只能从缓冲区中读取 1 个字节的数据；
在下一个发送方的 TCP 段到达之前，应用程序还从缓冲区中读取了 40 个额外的字节；
糊涂窗口综合症
每个过程的窗口大小的变化，在图中都描述的很清楚了，可以发现窗口不断减少了，并且发送的数据都是比较小的了。
所以，糊涂窗口综合症的现象是可以发生在发送方和接收方：
接收方可以通告一个小的窗口
而发送方可以发送小数据
于是，要解决糊涂窗口综合症，就解决上面两个问题就可以了
让接收方不通告小窗口给发送方
让发送方避免发送小数据
怎么让接收方不通告小窗口呢？
接收方通常的策略如下:
当「窗口大小」小于 min( MSS，缓存空间/2 ) ，也就是小于 MSS 与 1/2 缓存大小中的最小值时，就会向发送方通告窗口为 0
，也就阻止了发送方再发数据过来。
等到接收方处理了一些数据后，窗口大小 >= MSS，或者接收方缓存空间有一半可以使用，就可以把窗口打开让发送方发送数据过来。
怎么让发送方避免发送小数据呢？
发送方通常的策略:
使用 Nagle 算法，该算法的思路是延时处理，它满足以下两个条件中的一条才可以发送数据：
要等到窗口大小 >=
MSS
或是 数据大小 >=MSS收到之前发送数据的
ack
回包
只要没满足上面条件中的一条，发送方一直在囤积数据，直到满足上面的发送条件。
另外，Nagle 算法默认是打开的，如果对于一些需要小数据包交互的场景的程序，比如，telnet 或 ssh 这样的交互性比较强的程序，则需要关闭 Nagle 算法。
可以在 Socket 设置 TCP_NODELAY
选项来关闭这个算法（关闭 Nagle 算法没有全局参数，需要根据每个应用自己的特点来关闭）
setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char *)&value, sizeof(int));
拥塞控制
为什么要有拥塞控制呀，不是有流量控制了吗？
前面的流量控制是避免「发送方」的数据填满「接收方」的缓存，但是并不知道网络的中发生了什么。
一般来说，计算机网络都处在一个共享的环境。因此也有可能会因为其他主机之间的通信使得网络拥堵。
在网络出现拥堵时，如果继续发送大量数据包，可能会导致数据包时延、丢失等，这时 TCP 就会重传数据，但是一重传就会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大….
所以，TCP 不能忽略网络上发生的事，它被设计成一个无私的协议，当网络发送拥塞时，TCP 会自我牺牲，降低发送的数据量。
于是，就有了拥塞控制，控制的目的就是避免「发送方」的数据填满整个网络。
为了在「发送方」调节所要发送数据的量，定义了一个叫做「拥塞窗口」的概念。
什么是拥塞窗口？和发送窗口有什么关系呢？
拥塞窗口 cwnd是发送方维护的一个的状态变量，它会根据网络的拥塞程度动态变化的。
我们在前面提到过发送窗口 swnd
和接收窗口 rwnd
是约等于的关系，那么由于加入了拥塞窗口的概念后，此时发送窗口的值是swnd = min(cwnd, rwnd)，也就是拥塞窗口和接收窗口中的最小值。
拥塞窗口 cwnd
变化的规则：
只要网络中没有出现拥塞，
cwnd
就会增大；但网络中出现了拥塞，
cwnd
就减少；
那么怎么知道当前网络是否出现了拥塞呢？
其实只要「发送方」没有在规定时间内接收到 ACK 应答报文，也就是发生了超时重传，就会认为网络出现了用拥塞。
拥塞控制有哪些控制算法？
拥塞控制主要是四个算法：
慢启动
拥塞避免
拥塞发生
快速恢复
慢启动
TCP 在刚建立连接完成后，首先是有个慢启动的过程，这个慢启动的意思就是一点一点的提高发送数据包的数量，如果一上来就发大量的数据，这不是给网络添堵吗？
慢启动的算法记住一个规则就行：当发送方每收到一个 ACK，拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1。
这里假定拥塞窗口 cwnd
和发送窗口 swnd
相等，下面举个栗子：
连接建立完成后，一开始初始化
cwnd = 1
，表示可以传一个MSS
大小的数据。当收到一个 ACK 确认应答后，cwnd 增加 1，于是一次能够发送 2 个
当收到 2 个的 ACK 确认应答后， cwnd 增加 2，于是就可以比之前多发2 个，所以这一次能够发送 4 个
当这 4 个的 ACK 确认到来的时候，每个确认 cwnd 增加 1， 4 个确认 cwnd 增加 4，于是就可以比之前多发 4 个，所以这一次能够发送 8 个。
慢启动算法
可以看出慢启动算法，发包的个数是指数性的增长。
那慢启动涨到什么时候是个头呢？
有一个叫慢启动门限 ssthresh
（slow start threshold）状态变量。
当
cwnd
<ssthresh
时，使用慢启动算法。当
cwnd
>=ssthresh
时，就会使用「拥塞避免算法」。
拥塞避免算法
前面说道，当拥塞窗口 cwnd
「超过」慢启动门限 ssthresh
就会进入拥塞避免算法。
一般来说 ssthresh
的大小是 65535
字节。
那么进入拥塞避免算法后，它的规则是：每当收到一个 ACK 时，cwnd 增加 1/cwnd。
接上前面的慢启动的栗子，现假定 ssthresh
为 8
：
当 8 个 ACK 应答确认到来时，每个确认增加 1/8，8 个 ACK 确认 cwnd 一共增加 1，于是这一次能够发送 9 个
MSS
大小的数据，变成了线性增长。
拥塞避免
所以，我们可以发现，拥塞避免算法就是将原本慢启动算法的指数增长变成了线性增长，还是增长阶段，但是增长速度缓慢了一些。
就这么一直增长着后，网络就会慢慢进入了拥塞的状况了，于是就会出现丢包现象，这时就需要对丢失的数据包进行重传。
当触发了重传机制，也就进入了「拥塞发生算法」。
拥塞发生
当网络出现拥塞，也就是会发生数据包重传，重传机制主要有两种：
超时重传
快速重传
这两种使用的拥塞发送算法是不同的，接下来分别来说说。
发生超时重传的拥塞发生算法
当发生了「超时重传」，则就会使用拥塞发生算法。
这个时候，ssthresh 和 cwnd 的值会发生变化：
ssthresh
设为cwnd/2
，cwnd
重置为1
拥塞发送 —— 超时重传
接着，就重新开始慢启动，慢启动是会突然减少数据流的。这真是一旦「超时重传」，马上回到解放前。但是这种方式太激进了，反应也很强烈，会造成网络卡顿。
就好像本来在秋名山高速漂移着，突然来个紧急刹车，轮胎受得了吗。。。
发生快速重传的拥塞发生算法
还有更好的方式，前面我们讲过「快速重传算法」。当接收方发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的 ACK，于是发送端就会快速地重传，不必等待超时再重传。
TCP 认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分，则 ssthresh
和 cwnd
变化如下：
cwnd = cwnd/2
，也就是设置为原来的一半;ssthresh = cwnd
;进入快速恢复算法
快速恢复
快速重传和快速恢复算法一般同时使用，快速恢复算法是认为，你还能收到 3 个重复 ACK 说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像 RTO
超时那么强烈。
正如前面所说，进入快速恢复之前，cwnd
和 ssthresh
已被更新了：
cwnd = cwnd/2
，也就是设置为原来的一半;ssthresh = cwnd
;
然后，进入快速恢复算法如下：
拥塞窗口
cwnd = ssthresh + 3
（ 3 的意思是确认有 3 个数据包被收到了）；重传丢失的数据包；
如果再收到重复的 ACK，那么 cwnd 增加 1；
如果收到新数据的 ACK 后，把 cwnd 设置为第一步中的 ssthresh 的值，原因是该 ACK 确认了新的数据，说明从 duplicated ACK 时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态；
快速重传和快速恢复
也就是没有像「超时重传」一夜回到解放前，而是还在比较高的值，后续呈线性增长。
拥塞算法示意图
好了，以上就是拥塞控制的全部内容了，看完后，你再来看下面这张图片，每个过程我相信你都能明白：
TCP 拥塞控制
五 在浏览器中输入url地址 ->> 显示主页的过程(面试常客)
总体来说分为下面几个过程：
