TCP dup ack （重复应答）

[TCP dup ack XXX#X] 表示第几次重新请求某一个包，
XXX表示第几个包（不是Seq），
X表示第几次请求。
丢包或者乱序的情况下，会出现该标志。
图例中：第26548 第0 此请求 4468792 的包，重复 4申请了4次 ；

[TCP Fast Retransmission] （快速重传）

一般快速重传算法在收到三次冗余的Ack，即三次[TCP dup ack XXX#X]后，发送端进行快速重传。
为什么是三次呢？因为两次 duplicated ACK 肯定是乱序造成的，丢包肯定会造成三次 duplicated ACK。

[TCP Retransmission] （超时重传）

超时重传，如果一个包的丢了，又没有后续包可以在接收方触发[Dup Ack]，或者**[Dup Ack]也丢失**的情况下，TCP会触发超时重传机制。

[TCP Out-Of-Order] (报文乱序)

[TCP Out-Of-Order]指的是TCP发送端传输过程中报文乱序了。

[TCP Previous segment not captured]

在TCP发送端传输过程中，该Seq前的报文缺失了。一般在网络拥塞的情况下，造成TCP报文乱序、丢包时，会出现该标志。
需要注意的是，[TCP Previous segment not captured]解析文字是wireshark添加的标记，并非TCP报文内容。

[TCP Out-Of-Order]

TCP发送端传输过程中报文乱序了。

Window

[TCP ZeroWindow]

作为接收方发出现的标志，表示接收缓冲区已经满了，此时发送方不能再发送数据，一般会做流控调整。接收窗口，也就是接收缓冲区win=xxx ，告诉对方接收窗口大小。

传输过程中，接收方TCP窗口满了，win=0，wireshark会打上[TCP ZeroWindow]标签。

[TCP window update]

接收方消耗缓冲数据后，更新TCP窗口， 可以看到从win=0逐渐变大，这时**wireshark会打上[TCP window update]**标签

[TCP window Full]

作为发送方的标识，当前发送包的大小已经超过了接收端窗口大小，wireshark会打上此标识，标识不能在发送。

TCP慢启动

慢启动是TCP的一个拥塞控制机制，慢启动算法的基本思想是当TCP开始在一个网络中传输数据或发现数据丢失并开始重发时，首先慢慢的对网路实际容量进行试探，避免由于发送了过量的数据而导致阻塞。
　　慢启动为发送方的TCP增加了另一个窗口：拥塞窗口(congestion window)，记为cwnd。当与另一个网络的主机建立TCP连接时，拥塞窗口被初始化为 1个报文段（即另一端通告的报文段大小）。每收到一个ACK，拥塞窗口就增加一个报文段（cwnd以字节为单位，但是慢启动以报文段大小为单位进行增加）。发送方取拥塞窗口与通告窗口中的最小值作为发送上限。拥塞窗口是发送方使用的流量控制，而通告窗口则是接收方使用的流量控制。发送方开始时发送一个报文段，然后等待 ACK。当收到该ACK时，拥塞窗口从1增加为2，即可以发送两个报文段。当收到这两个报文段的 A C K时，拥塞窗口就增加为4。这是一种指数增加的关系。

拥塞避免算法

网络中拥塞的发生会导致数据分组丢失，需要尽量避免。在实际中，拥塞算法与慢启动通常在一起实现，其基本过程：
　　 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。慢启动一直持续到回到当拥塞发生时所处位置的半时候才停止（因为记录了在步骤2 中制造麻烦的窗口大小的一半），然后转为执行拥塞避免。
　　 慢启动算法初始设置cwnd为1个报文段，此后每收到一个确认就加 1。那样，这会使窗口按指数方式增长：发送 1个报文段，然后是2个，接着是4个……。

TCP协议中的计时器

TCP中有四种计时器（Timer），分别为：

1. 重传计时器：Retransmission Timer
2. 坚持计时器：Persistent Timer
3. 保活计时器：Keeplive Timer
4. 时间等待计时器：Timer_Wait Timer

重传计时器

大家都知道TCP是保证数据可靠传输的。怎么保证呢？带确认的重传机制。在滑动窗口协议中，接受窗口会在连续收到的包序列中的最后一个包向接收端发送一个ACK，当网络拥堵的时候，发送端的数据包和接收端的ACK包都有可能丢失。TCP为了保证数据可靠传输，就规定在重传的“时间片”到了以后，如果还没有收到对方的ACK，就重发此包，以避免陷入无限等待中。
　　当TCP发送报文段时，就创建该特定报文的重传计时器。可能发生两种情况：
　　1.若在计时器截止时间到之前收到了对此特定报文段的确认，则撤销此计时器。
　　2.若在收到了对此特定报文段的确认之前计时器截止时间到，则重传此报文段，并将计时器复位。

持久计时器

先来考虑一下情景：
　　发送端向接收端发送数据包知道接受窗口填满了，然后接受窗口告诉发送方接受窗口填满了停止发送数据。此时的状态称为“零窗口”状态，发送端和接收端窗口大小均为0.直到接受TCP发送确认并宣布一个非零的窗口大小。但这个确认会丢失。我们知道TCP中，对确认是不需要发送确认的。 若确认丢失了，接受TCP并不知道，而是会认为他已经完成了任务，并等待着发送TCP接着会发送更多的报文段。但发送TCP由于没有收到确认，就等待对方发送确认来通知窗口大小。双方的TCP都在永远的等待着对方。
　　要打开这种死锁，TCP为每一个链接使用一个持久计时器。当发送TCP收到窗口大小为0的确认时，就坚持启动计时器。当坚持计时器期限到时，发送TCP就发送一个特殊的报文段，叫做探测报文。这个报文段只有一个字节的数据。他有一个序号，但他的序号永远不需要确认；甚至在计算机对其他部分的数据的确认时该序号也被忽略。探测报文段提醒接受TCP：确认已丢失，必须重传。
　　坚持计时器的值设置为重传时间的数值。但是，若没有收到从接收端来的响应，则需发送另一个探测报文段，并将坚持计时器的值加倍和复位。发送端继续发送探测报文段，将坚持计时器设定的值加倍和复位，直到这个值增大到门限值（通常是60秒）为止。在这以后，发送端每个60秒就发送一个探测报文，直到窗口重新打开。

保活计时器

保活计时器使用在某些实现中，用来防止在两个TCP之间的连接出现长时间的空闲。假定客户打开了到服务器的连接，传送了一些数据，然后就保持静默了。也许这个客户出故障了。在这种情况下，这个连接将永远的处理打开状态。
　　要解决这种问题，在大多数的实现中都是使服务器设置保活计时器。每当服务器收到客户的信息，就将计时器复位。
　　通常设置为两小时。若服务器过了两小时还没有收到客户的信息，他就发送探测报文段。若发送了10个探测报文段（每一个相隔75秒）还没有响应，就假定客户除了故障，因而就终止了该连接。
　　这种连接的断开当然不会使用四次握手，而是直接硬性的中断和客户端的TCP连接。

时间等待计时器

时间等待计时器是在四次握手（挥手）的时候使用的。四次握手的简单过程是这样的：假设客户端准备中断连接，首先向服务器端发送一个FIN的请求关闭包（FIN=final），然后由 established 过渡到FIN-WAIT1状态。服务器收到FIN包以后会发送一个ACK，然后自己有established进入CLOSE-WAIT.此时通信进入半双工状态，即留给服务器一个机会将剩余数据传递给客户端，传递完后服务器发送一个FIN+ACK的包，表示我已经发送完数据可以断开连接了，就这便进入LAST_ACK阶段。客户端收到以后，发送一个ACK表示收到并同意请求，接着由FIN-WAIT2进入TIME-WAIT阶段。服务器收到ACK，结束连接。此时（即客户端发送完ACK包之后），客户端还要等待2MSL（MSL=maxinum segment lifetime最长报文生存时间，2MSL就是两倍的MSL）才能真正的关闭连接。
　　
　　附加：