可靠传输
可靠传输基于滑动窗口
存在两个窗口，允许发送窗口和允许接收窗口，
接收窗口当且仅当前缀完全收到才能右移
发送窗口需要发送且收到确认才能右移（右端点不一定会移动，这取决于窗口值）
当确认丢失时需要采用超时重传的机制
超时重传的时机依靠RTT
RTTs样本计算：$RTTs=(1-α)RTTs+αRTT$
超市计数器时间RTO计算：$RTO=RTTs+4RTT_D$
其中偏差值$RTT_D=3/4RTT_D+1/4|RTTs-RTT|$
流量控制
流量控制基于rwnd
注意rwnd的值仅在ACK=1的情况下生效
当rwnd=0时接收方（指接收rwnd值的一方，平时是作为发送方）需要等待发送方一个新的窗口值才会继续发送流量
一种情况：B发送rwnd为0后，发现内部存在缓存可用，重新发送窗口值后丢失了，产生死锁
解决方法：持续计数器，当且仅当rwnd=0时启动，到期则发送1B大小的零窗口探测报文（接收rwnd一方发出），若得出值为0则维持现状，reset计数器，否则解除死锁
TCP传输的时机有
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到达MSS
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push
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TCP内部有缓存且到达计数时间
解决小报文段的捎带传输的实现：
Naggle算法： 1.发送第一个数据字节，后面的进行缓存
2.收到该字节的确认后，把缓存所有字节发送出去，随后到达的继续缓存
3.收到前面的确认后再以此类推
此时可改良网络速率慢而数据到达速率快的情况，并且能捎带传输（先缓存下来而不是急于发送）
拥塞控制
发送发维护拥塞窗口cwnd，且让发送窗口值等于cwnd
判断拥塞依据：路由器的分组丢弃导致的超时
- 慢开始
避免开始把大量数据注入网络，cwnd设置为2-4个SMSS
且每次cwnd增加量=MIN(N,SMSS)，N为刚确认的字节数
一个轮次需要一次RTT时间，每次都会把cwnd翻倍
细节：并不是RTT过后直接倍增，是收到一个确认立刻增加对应的大小，详看页尾注释
- 拥塞避免
1.慢开始过程具有门限ssthreash，一旦cwnd超过该门限则进入拥塞避免算法，进行线性递增，使网络不易拥塞
2.当出现超时（认为拥塞）时，ssthresh折半且cwnd=1，回到慢开始环节
- 快重传
为了尽早让发送方得知个别报文丢失而不是误判为拥塞，接收方不使用捎带确认的缓存算法，而是立即发送确认（失序也要）
比如2 4 5 收到，认为3丢了，会发送2的确认，此时2的两次确认（4没确认）表示3丢了，往后5也会发送2的重复确认，当ACK达到3时发送方确信是丢失了而立刻重发（3-ACK）
- 快恢复
当得知只是部分丢失时，发送发直接把ssthread=cwnd/2且cwnd=ssthread，直接进入拥塞避免过程
四个阶段的优化
1.慢启动过程对高RTT不友好，可以把cwnd适当加大
2.避免超时重传可采用受限传输机制：发送方至少接收到一个重复ACK才传输新的数据报文段 (公平队列。。。）
BBR原理
组成
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即时带宽
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RTT跟踪
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pipe状态机
-
pacing rate和cwnd
BW计算
$BW=delivered/interval_{us}$
其中delivered是应答数据的个数，interval_{us}是应答所用的时间
其中应答部分不区分是正常发送还是重传
pacing rate和cwnd计算
$pr=G \cdot BW$，$G$为增益系数
BBR中RTT只论曾经到达的最佳RTT，而不会加权平均（目标是再次令RTT最小）
此时$cwnd = G' \cdot BDP$
其中BDP为带宽和时延的乘积
G和G'由BBR状态机给出
状态机
每一次ACK都会计算BW，且把结果反馈给pipe状态机，从而得到G和G'
注意状态机的多种状态是具有一定针对性的，这里不展开
补充说明
传统TCP中输出只有cwnd，而BBR还多输出了一个pacing rate，用于控制cwnd的发送情况，前者会在cwnd富裕的情况下一并发出，而后者是根据pacing rate表示窗口内的数据包以多久的时间间隔发送，减少RTT抖动的可能性