一、TCP滑动窗口
TCP虽然是面向字节流的，但是TCP传输的单元确实报文段。一个TCP报文段分为首部和数据部分。TCP首部前20个字节是固定的，后面有4N个字节是可选的。因此，TCP首部最小字节数是20个字节。
下面我们看下一TCP首部中几个重要的字段：
- 源端口 和 目的端口 各占两个字节
- 序号，占4个字节。序号范围是[0,2^32-1]，可以对4GB数据进行编号，到达最大值后，序号会重新从0开始。该序号指的是本报文段所发送数据的第一个字节的序号。
- 确认号，占4个字节。期望收到对方数据报的第一个数据字节的序号。举例：假设B收到了A的一个报文，其序列号字段是301，数据长度是200字节，这表示B正确的收到了A发送的500序号为止的所有数据。因此，B期望收到的下一个数据的序号是501，于是B把在回复A的确认报文中的确认字段设置为501。
- 确认ACK。当ACK字段为1时，确认号字段才有效。TCP规定，在连接建立后，传输的所有报文段的ACK都必须置1。
- 同步SYN。在连接建立时用来同步序列，也就是三次握手的时候会用到。SYN=1，ACK=0，表示这是一个连接请求报文。若对方同一连接，则回复SYN=1,ACK=1。
- 终止FIN。当FIN=1时，表示发送方数据已发送完毕，要求释放连接（四次挥手）。
- 窗口，表示自己的接收窗口的大小。占两个字节，最大[0,2^32-1]，也就是64K。
- 选项。长度可变，最大40个字节。当没有使用选项是TCP，首部20占个字节。
1.1 什么是MSS？为什么要有MSS？
最大报文长度MSS（Maxium Segment Size），是每一个TCP报文段中数据字段的最大长度。而一个完整的 TCP报文段 = 数据字段 + 首部长度。
为什么要有MSS？因为TCP数据至少要添加20个字节的TCP首部和20个字节的IP首部，才能发送。所以，当发送的数据量少，如一个字节。那么网络的利用率就极低。如果数据太大，会在IP层进行分片。到接收端后还要重组。如果不幸，有数据丢失或者出错，还需要重新发送，导致开销增大。
1.2 随着因特网的发展，又陆续增加了几个选项
窗口扩大选项：互联网早期，窗口大小两个字节，最大64K够用。为了满足发展需要，新增窗口扩大选项，占3个字节。其中有一个字节表示表示移位值S。新的窗口大小位数从16位增加到（16+S），S最大14，故窗口最大值增加到[0,2^30-1].
时间戳选项：占10个字节。其中主要时间戳字段和时间戳回送回答字段各占4字节。作用：（1）计算RTT；（2）用于处理序号超过2^32的情况。
选择确认选项：适用于，收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少某些序号的数据。选择确认就可以只让发送方发送这些缺少的数据，后面还会详细介绍。
二、TCP滑动窗口
Tcp的滑动窗口是以字节为单位的。
2.1 滑动窗口收发数据流程举例
现在假设发送方A收到了接收方B的确认报文，其中确认字段是31（表示31之前的数据都已收到，需要A从31开始发数据），窗口大小是20。A会根据这两个数据构造出自己的发送窗口，如下：
发送窗口：在没有收到B的确认情况下，A可以连续把窗口内的数据都发出去。发送窗口内的序号都是允许发送的序号。
现假设A又发送了31~41的数据，如下图：
B此时的接受窗口如下：
此时，B虽然收到了32、33的分组，但是没有按序接收，所以B给出的确认只能还是31。
再假设，B按序接收到了31、32、33。B把接收窗口往后往前移动3个序号，同时给A发出确认报文，窗口值仍为20，但是确认号为34。A在收到确认报文后，将自己的发送窗口也往前移动3个序号，注意，B还收到了37 38 40三个分组的数据，但是没有按照顺序，所以先暂存在自己的接收窗口。 如下：
2.2 选择确认SACK原理
假设接收方收到若干不连续的报文段。序号1~ 1000收到了，但1000 ~ 1500没收到。序号1501~ 3000收到了，但30001~ 3500没收到。序号3501~4500又收到了。如果这些序号都在接受窗口内，接受方先收下这些数据，并把这些消息告诉发送方，让发送方不在发送重复数据。
我们可以看到，每个字节块都有左右两个边界，我们只需要告诉发送方这些边界信息，让其从指定序号开始传就达到我们的预期了。
但是，TCP首部没有哪个字段是来描述这些信息的。选择确认选项就派上用场了。如果要使用选择确认，就需要在TCP首部加上允许SACK选项。由于首部选项的长度只有40个字节，每个边界需要4个字节，所以，最多只能传递8个边界。为什么不是5个字节块（10个边界信息）呢？因为这40个字节，还要分出来两个字节，一个用来开启SACK；一个字节用来指出SACK选项占几个字节。
三、TCP流量控制
所谓流量控制就是控制发送方的发送速率，不要太快，让接收方来得及接收处理。利用滑动窗口就可以很方便的在TCP连接上实现对发送方的流量控制。
- 接收方每次收到数据后，在发送确认的报文的时候，同时告诉发送方自己的接收窗口的大小；
- 发送方收到确认报文之后，就会调整自己的发送速率，也就是自己的发送窗口大小。当发送方收到win=0时，就会停止发送数据，同时开启一个定时器，每隔一段时间发送探测报文询问接收方是否有空间接受数据，如果收到win>0就发送数据；如果win=0，您先忙，我待会再来问问…
四、拥塞控制
拥塞控制就是防止过多的数据注入网络，导致网络过载。注意与流量控制的区别，流量控制一般是点对点的控制。而拥塞控制是一个全局性的过程，涉及所有的主机和路由器等待。
拥塞控制方法：
4.1 慢开始、拥塞避免
发送方维持一个拥塞窗口cwnd（congestion window）的状态变量。取决于网络拥塞程度，动态变化。发送发控制cwnd的原则：只要网络没出现拥塞就增大cwnd，出现了就减小。
4.1.1 发送方如何判断网络拥塞
当网络出现拥塞时，路由器就要丢弃分组。因此，如果发送方没有按时收到应该到达的确认报文，就认为网络出现拥塞。
4.1.2 算法原理
为方便描述，我们用报文个数作为窗口大小的单位，实际上单位是字节。慢开始的思路就是，刚开始将cwnd设置为一个MSS的数值，每经过一个传输轮次cwnd就加倍。
传输轮次：拥塞窗口所允许的发送的报文都连续发出去，且收到了对已发送的最后一个字节的确认。
因为是加倍（指数）增长，为了防止增长过度引起网络阻塞，还设置一个慢开始门限ssthresh。当cwnd超过ssthresh时，就改为拥塞避免算法，也就是线性缓慢增长。
无论是在慢开始还是拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞，就会把ssthresh设置为拥塞时发送窗口的一半，cwnd设置为1，重新执行慢开始算法。
4.2 快重传和快恢复
快重传算法要求接收方每收到一个失序的报文段，就立即发出重复确认，目的是使发送方及早知道有报文段丢失。如果发送方连续手动三次重复的确认就立即重传对方未收到的报文。
因为可以收到连续三个重复报文的确认，发送方不认为是网络出现了拥塞。使用快恢复算法。快恢复思路是：把cwnd设置为ssthresh的一半，然后开始拥塞避免算法。
在采用快重传算法时，慢开始算法只在TCP建立连接和网络出现超时的时候使用。
上面的描述都是假定接收方总是有足够的空间接受数据。实际上接收方的空间也是有限的，接收方根据自己的接受能力设置接受窗口rwnd。因此：
发送方窗口 = MIN[rwnd, cwnd]
文章参考于<零声教育>的C/C++linux服务期高级架构
