1.引言
重传定时器
坚持定时器
保活定时器
2MSL定时器
2.超时与重传的简单例子
3.往返时间测量
时间间隔为500ms的时钟滴答，报文段1在0处发出（同时定时器开始启动）假设计数器在定时
器启动0.03s后开始计数，报文段1 的确认在1.061s出收到，那么在发送报文段1和接收到报文
段1的确认信号之间经历了3个滴答，所以报文段1的RTT为1500ms。
4.往返时间RTT的例子
RTO=A=4D
重传的情况下，RTO不用上面的公式计算，而采用一种叫做“指数退避”的方式。
RTO指数退避，下一次传送就使用这个RTO值。
5.拥塞举例
6.拥塞避免算法
慢启动初始cwnd为1，每收到一个确定就加1，成指数增长。
拥塞避免算法在每个RTT内增加 1/cwnd 个报文，成线性增长。
慢启动根据收到的ACK次数增加cwnd，而拥塞避免算法在一个RTT不管收有多少ACK也只增加一次。
7.快速重传与快速恢复算法
如果收到3个重复ACK，可认为该报文段已经丢失，此时无需等待超时定时器溢出，直接重传丢失
的包，这就叫快速重传算法。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。
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。
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)。
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。
8.按每条路由进行度量
当一个TCP连接关闭时，如果已经发送了足够多的数据来获得有意义统计资料，且目的结点的路由表项不是一
个默认的表项，那么下列信息就保存在路由表项中以备下次使用：被平滑的RTT,被平滑的均值偏差以及慢启动门限。
9.ICMP的差错
TCP能够遇到的最常见的ICMP差错就是源站抑制,主机不可达和网络不可达。
T C P接受源站抑制差错报文,并将放慢在该连接上的数据传输速度
10.重新分组
当T C P超时并重传时，它不一定要重传同样的报文段。相反,TCP允许进行重新分组而发
送一个较大的报文段,在协议中这是允许的，因为TCP是使用字节序号而不是报文段序号来
进行识别它所要发送的数据和进行确认.
习题
21.1 在图21-5中第1个超时时间计算为6秒而第2个为12秒。如果初始SYN的确认在1 2秒超时
溢出时还没有到达，则下一次超时在什么时候发生？
因子2D只在这个初始化计算中使用。正如前面提到的，以后使用4D和A相加来计算RTO
初始RTO=A+2D=6
第一次超时RTO=A+4D=12
第二次超时RTO=24
下一次超时RTO=48
21.2 在图21-5后面的讨论中，我们提到计算的超时间隔分别为图4-5中表示的6、2 4和4 8秒。
但是如果观察一个从SVR4系统到一个不存在的主机的连接，则超时间隔分别为 6, 12, 24
和4 8秒。请问发生了什么情况？
设置的超时时间倍数固定为2
21.3 按下面的描述比较 TCP滑动窗口协议与TFTP的停止等待协议的性能。在本章中，我们
在3 5秒（图21-6）内传输32768字节的数据，其中链路的平均 RT T是1.5秒（图2 1 - 4）。计
算在同样条件下T F T P需要多长时间？
时间：32768/512=64(组) 64*RTT=96（s）
21.7 在20.2节我们提到过，在正常情况下，TCP每隔一个报文段进行一次确认,但是在图21-2
中，我们看到接收方对每个报文段都进行了确认，请解释其中的原因？
当接收端接收到一个报文时，打上经受时延的标记，在下一个报文来到之前，由于时延定
时器的溢出，产生了一个ack确定报文。
