作为TCP的重头戏，本章节涉及了许多关于计算方面的内容，使用了大量的例子来指明一些观点。
我使用的理解方法是：通过别人的博客，以及实例结合进行理解，不然会很吃力。
21.1 引言 reliable
TCP提供可靠的运输层，它使用的方法之一就是确认从另外一端收到的数据。
也就是说通过ACK，或者说 TCP自时钟，来保证这一特性。
TCP通过在发送的时候，设置一个定时器来解决这些问题。如果当定时器溢出还没有收到确认，就重传数据，对于任何的实现而言，关键就在超时和重传的策略。
四个不同的定时器
重传定时器：使用于 当希望收到另外一端的确认。 -与本章有关
坚持定时器：使窗口信息不断流动。
保活(keep-alive)定时器：检测一个空闲的连接的另外一端何时崩溃或重启。
2MSL定时器：用于测量一个连接处于 TIME_WAIT 状态的时间。
我的小概况
首先介绍的是，RTT和RTO的计算，当成功接收到确认的时候，使用公式法，当没有接收到而超时的时候，采用指数避退法。
然后接入慢启动和拥塞逼退算法，也就是 避免网络拥塞 TCP所采取的算法。还有旁带介绍了快速启动和快速恢复算法。
抓住两个关键的英文单词：ssthresh慢启动门限，cwnd拥塞窗口。
最后一笔带过了 之前提及的路由度量 还有 TCP如何处理ICMP差错，以及重新分组的内容。前面的两块内容相比之下更需要理解 和掌握。
第一部分：超时
21.2 & 21.3 RTT 和 RTO 的内容
当没有接收到ACK的时候的策略：指数退避
当发送方没有收到 由接收方对数据的 ACK 的时候，RTO 使用的是 指数退避策略：重传时间RTO 在重传定时器每一次的超时溢出之后 都翻一倍，直到64s。
记住这个前提，如果是接收到了ACK的话，有可能会对RTO进行更新(超时并重传一次之后 接收到的话有可能会造成二义性，所以不进行更新)，那么使用的是公式更新RTO的方法。
当接收到ACK的时候(正常情况)的策略：公式法(均值和方差法) RTT估计器
TCP超时与重传中 最重要的部分 就是 对一个给定连接的往返时间(RTT)的测量。这个时间会经常发生变化，所以TCP必须对它进行跟踪。
首先 TCP 必须测量在发生一个 带有特别序号 的字节 和 接收包含该字节的确认 之间的RTT。
最初的公式
最初的TCP规范 使TCP使用 低通过滤器 来更新一个 被平滑的RTT估计器(记为R)
R <- aR + (1-a)M这里的 a 为一个推荐值为0.9的 平滑因子。M是新测量的RTT。
RTO = Rββ 是一个推荐值为2的 时延离散因子。
也就是说，这个公式 是根据一个估计器(R) 来计算 RTO 的。估计器的90% 来自前面的估计器，10%来自新测量的RTT。
新的公式(Jacobson) 均值偏差 -减小误差
在RTT变化很快的情况之下，以前旧的公式无法跟上这种变化，会引起不必要的重传。
新的公式根据两个东西来计算：(1)RTT估计器 (2)均值与偏差(D) 最大程度的减小了误差。
在往返时间变化起伏很快的情况之下，基于 均值和方差 来计算RTO，能够提供更好的相应。
Err <- M(测量的RTT) - A(之前的RTT估计器)
A <- A + g(1/8 即 0.125) * Err
D <- D + h(偏差的增益 取0.25) * [|Err| - D]
RTO = A + 4D
相关的内容参见教材P228。
按我自己的理解 这些新加入的 比如偏差的增益 平均的g 都是为了尽可能地减小RTO的误差。
均值偏差 是对标准偏差的一种好的逼近，但却更容易进行计算。
顺便一提的是，g，h 和倍数4 都是2的倍数，这也是Jacobson的设计：计算均可通过 移位操作。
Karn算法 -解决重传二义性问题
当一个分组发送之后发生了超时，RTO根据之前的 指数退避 增长，分组以更长的RTO进行重传。然后收到了一个ACK。
那么这个ACK是针对第一个分组(超时的)的 还是针对第二个分组的(重传的)？
Karn 规定，当一个重传和超时发送的时候，在重传数据的确认最后到达的时候，不能更新RTT估计器，因为我们不知道ACK对应哪个数据报：是之前超时的呢？还是重传的呢？
此时RTO已经因为超时而得到了更新，下次传输的时候使用这个更新的RTO。
21.4 往返时间RTT的例子
并不是所有发送的数据报都被计时：在发送一个报文段的时候，如果给定连接的定时器已经被使用，则该报文段不被计时。
每次调用 500msTCP定时器例程 的时候，都会增加一个计数器来完成计时。
根据教材中的例子和我个人的理解，这个计时器(或者说时钟滴答)，是在特定的时间计数的。比如 我在 0s 发送了一个数据报，在 1.061s 接收到了这个数据报的ACK，那么由于在这个过程中，计数器分别在 0.03s，0.53s，1.03s 进行了时钟滴答(第一个滴答一定在 0-0.061s 之间)，所以一共是 三个时钟滴答。
在随后的RTO计算的时候，这个计数器得到的时钟滴答，用于计算往返时间：也就是上面新公式的M。
相关计算 参照教材 P232. 需要说明的一点是，初始化的时候：RTT估计器 A = 0，偏差的增益 D = 3s，RTO = A + 2D。
第二部分：重传
重头戏：TCP应对网络拥塞的策略
Review
流量控制：发送方-cwnd拥塞窗口 接收方-rwnd通告窗口
本章节主要和 cwnd 有关。
防止网络拥塞：慢启动 ssthresh 拥塞避免算法
本章主要介绍 TCP如何实现流量控制和避免网络拥塞
21.5 & 21.6 慢启动 与 拥塞避免算法
这一部分的知识点，可以参考：TCP慢启动、拥塞避免、快速重传、快速回复 归纳的非常详细，通俗易懂。
简单的来说，慢启动 和 拥塞避免算法 实现的内容基本都差不多，只不过 慢启动 是接收到一个ACK 就让 cwnd +1，而 拥塞避免 是接收到发送的所有数据报的 ACK 才让 cwnd +1。
慢启动 一点也不慢，它对 拥塞窗口cwnd 采用的是指数型增长，而 拥塞避免 是为了防止 慢启动后期 cwnd增长的速度过快，把这个速度控制下来，避免造成拥塞。拥塞避免 采取的是 加法增长。
区别 慢启动 和 拥塞避免 的界限是 ssthresh慢启动门限，当 cwnd(计数单位为数据段) 的值 x MSS = 总的字节数 > ssthresh(一般为65535字节) 的时候，停止慢启动，启动 拥塞避免。当前者小于后者的时候 也就是开始阶段 使用的是 慢启动。
慢启动 和 拥塞避免 算法 假定：当分组丢失的时候，意味着 在源主机和目的主机之间的网络 发送了拥塞。(由于分组受到损害而引起的丢失 是非常少的(<<1%))
当拥塞发生的时候，我们希望降低分组进入网络的传输速率，所以我们采用了慢启动，在实际中 慢启动 和 拥塞避免 一般在一起实现。
算法概要 -教材P235：
1.对一个给定的连接，初始化cwnd为1个报文段，ssthresh为65535个字节。
2.TCP输出例程的输出不能超过cwnd和接收方通告窗口的大小。拥塞避免是发送方使用 的流量控制，而通告窗口则是接收方进行的流量控制。前者是发送方感受到的网络拥塞的估计，而后者则与接收方在该连接上的可用缓存大小有关。
3.当拥塞发生时（超时或收到重复确认），ssthresh被设置为当前窗口大小的一半（cwnd 和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为2个报文段）。此外，如果是超时引起了拥塞，则 cwnd被设置为1个报文段（这就是慢启动）。
4.当新的数据被对方确认时，就增加cwnd，但增加的方法依赖于我们是否正在进行慢启动或拥塞避免。如果cwnd小于或等于ssthresh，则正在进行慢启动，否则正在进行拥塞避免。 慢启动一直持续到我们回到当拥塞发生时所处位置的半时候才停止（因为我们记录了在步骤2 中给我们制造麻烦的窗口大小的一半），然后转为执行拥塞避免。
21.7 快速重传 和 快速恢复
当TCP连续收到三个重复的ACK的时候，就假定一个报文段已经丢失并且重传自那个序号起的一个报文段。这就是快速重传算法。
如果接下来执行的不是 慢启动算法 而是 拥塞避免算法，这就是快速恢复算法。没有执行慢启动的原因：收到重复的ACK不仅仅告诉我们一个分组丢失了，由于接收方只有在收到一个报文段的时候才会返回ACK，所以 在收发两端之间 还有流动的数据，我们不希望执行慢启动来突然减少数据流。
算法概要P237：
1.当收到第3个重复的ACK时，将ssthresh设置为当前拥塞窗口cwnd的一半。重传丢失的 报文段。设置cwnd为ssthresh加上3倍的报文段大小。
2.每次收到另一个重复的ACK时， cwnd增加1个报文段大小并发送1个分组（如果新的 cwnd允许发送）。
3.当下一个确认新数据的ACK到达时，设置cwnd为ssthresh（在第1步中设置的值）。这个 ACK应该是在进行重传后的一个往返时间内对步骤1中重传的确认。另外，这个ACK也应该 是对丢失的分组和收到的第1个重复的ACK之间的所有中间报文段的确认。这一步采用的是拥 塞避免，因为当分组丢失时我们将当前的速率减半。
最终，拥塞窗口将会超过接收方的通告窗口rwnd，意味着通告窗口将对数据流进行限制。
第三部分：其他内容
21.9 按每条路由进行度量
在介绍IP协议的时候，介绍了度量这个概念，当时是以跳数作为度量。
现在可以将 TCP的超时与重传 的相关信息保存在路由表项中：
- 被平滑的 RTT 估计器
- 被平滑的 均值偏差
- ssthresh慢启动门限
- MT
- 输出的带宽时延乘积
- 输入的带宽时延乘积
21.10 ICMP的差错 如何处理
一个接受到的 源站抑制ICMP差错：拥塞窗口cwnd 设置为1，启动 慢启动，ssthresh不变。
接受到的 主机不可达 或者 网络不可达：被忽略。因为这些都被认为是短暂现象，有可能是中间路由关闭了。TCP试图发送引起该差错的数据，尽管有可能超时。
21.11 重新分组
当TCP超时且重传的时候，它不一定要重传相同的报文段，相反 TCP允许重新分组而发送一个较大的报文段，有助于提高性能。因为 TCP是使用字节序号，而不是使用报文段序号 来识别发送的数据 和进行确认。
2016/8/18