當多個連線請求同時到達server，會怎麼樣？
1.tcp存在乙個連線佇列，對於新的連線請求，該tcp監聽的埠的連線佇列中還有空間則tcp模組對syn進行確認並完成連線的建立，丟進連線佇列。應用層只在三次握手的第三個報文收到後才知道這個新連線。
2.對於新的連線請求，連線佇列中如果沒有空間，tcp將不理會收到的syn，也不傳送rst。
3.應用層指明佇列大小，積壓值。
tcp時延確認問題
tcp在處理互動資料流（即成塊資料流）時，採用了delayed ack機制以及nagle演算法來減少小分組數目
工作原理：tcp延時確認時間通常為幾百毫秒，如果在延遲時間內有報文段要傳送的話，ack附加到資料報文段一起傳送；如果沒有，那麼當延遲時間到時，就單獨傳送ack
傳送方的上限如何確定？
擁塞視窗和通告視窗的最小值作為傳送上限
min(rwnd, cwnd)
連線雙方同時關閉會怎樣？
關於建連線時syn超時。
如果server端接到了clien發的syn後回了syn-ack後client掉線了，server端沒有收到client回來的ack，那麼，這個連線處於乙個中間狀態，即沒成功，也沒失敗。於是，server端如果在一定時間內沒有收到的tcp會重發syn-ack。在linux下，預設重試次數為5次，重試的間隔時間從1s開始每次都翻售，5次的重試時間間隔為1s, 2s, 4s, 8s, 16s，總共31s，第5次發出後還要等32s都知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，tcp才會把斷開這個連線。
time_wait的作用
1)time_wait確保有足夠的時間讓對端收到了ack，如果被動關閉的那方沒有收到ack，就會觸發被動端重發fin，一來一去正好2個msl。
2)有足夠的時間讓這個連線不會跟後面的連線混在一起(你要知道，有些自做主張的路由器會快取ip資料報，如果連線被重用了，那麼這些延遲收到的包就有可能會跟新連線混在一起)。
time_wait數量太多
只要搜一下，你就會發現，十有**的處理方式都是教你設定兩個引數，乙個叫tcp_tw_reuse，另乙個叫tcp_tw_recycle的引數，這兩個引數預設值都是被關閉的，後者recyle比前者resue更為激進，resue要溫柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需設定tcp_timestamps=1，否則無效。這裡，你一定要注意，開啟這兩個引數會有比較大的坑——可能會讓tcp連線出一些詭異的問題。
使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle來解決time_wait的問題是非常非常危險的，因為這兩個引數違反了tcp協議。
tcp的擁塞控制-慢啟動、擁塞避免，快速重傳、快速恢復
tcp的擁塞控制主要原理依賴於乙個擁塞視窗(cwnd)來控制，在之前我們還討論過tcp還有乙個對端通告的接收視窗(rwnd)用於流量控制。視窗值的大小就代表能夠傳送出去的但還沒有收到ack的最大資料報文段，顯然視窗越大那麼資料傳送的速度也就越快，但是也有越可能使得網路出現擁塞，如果視窗值為1，那麼就簡化為乙個停等協議，每傳送乙個資料，都要等到對方的確認才能傳送第二個資料報，顯然資料傳輸效率低下。tcp的擁塞控制演算法就是要在這兩者之間權衡，選取最好的cwnd值，從而使得網路吞吐量最大化且不產生擁塞。
慢啟動
最初的tcp在連線建立成功後會向網路中傳送大量的資料報，這樣很容易導致網路中路由器快取空間耗盡，從而發生擁塞。
因此有了慢啟動，當新建連線時，cwnd初始化為1個最大報文段(mss)大小，傳送端開始按照擁塞視窗大小傳送資料，每當有乙個報文段被確認，cwnd就增加1個mss大小
開始 —> cwnd = 1
經過1個rtt後 —> cwnd = 2*1 = 2
經過2個rtt後 —> cwnd = 2*2= 4
經過3個rtt後 —> cwnd = 4*2 = 8
擁塞避免
從慢啟動可以看到，cwnd可以很快的增長上來，從而最大程度利用網路頻寬資源，但是cwnd不能一直這樣無限增長下去，一定需要某個限制。tcp使用了乙個叫慢啟動門限(ssthresh)的變數，當cwnd超過該值後，慢啟動過程結束，進入擁塞避免階段。對於大多數tcp實現來說，ssthresh的值是65536(同樣以位元組計算)。擁塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指數級往上公升，開始加法增加。此時當視窗中所有的報文段都被確認時，cwnd的大小加1，cwnd的值就隨著rtt開始線性增加，這樣就可以避免增長過快導致網路擁塞，慢慢的增加調整到網路的最佳值。
上面討論的兩個機制都是沒有檢測到擁塞的情況下的行為，那麼當發現擁塞了cwnd又該怎樣去調整呢？
首先來看tcp是如何確定網路進入了擁塞狀態的，tcp認為網路擁塞的主要依據是它重傳了乙個報文段。
此時會進行下面操作：
1.把ssthresh降低為cwnd值的一半
2.把cwnd重新設定為1
3.重新進入慢啟動過程。
從整體上來講，tcp擁塞控制視窗變化的原則是aimd原則，即加法增大、乘法減小。
超時重傳機制
超時重傳指的是，傳送資料報在一定的時間週期內沒有收到相應的ack，等待一定的時間，超時之後就認為這個資料報丟失，就會重新傳送。這個等待時間被稱為rto.
比如，傳送端發了1,2,3,4,5一共五份資料，接收端收到了1，2，於是回ack 3，然後收到了4(注意此時3沒收到)
對此有兩種選擇：
一種是僅重傳timeout的包。也就是第3份資料。
另一種是重傳timeout後所有的資料，也就是第3，4，5這三份資料。
快速重傳
tcp在收到亂序到達包時就會立即傳送ack，tcp利用3個相同的ack來判定資料報的丟失，此時進行快速重傳，快速重傳做的事情有：
1.把ssthresh設定為cwnd的一半
2.把cwnd再設定為ssthresh的值(具體實現有些為ssthresh+3)
3.重新進入擁塞避免階段。
快速恢復
後來的「快速恢復」演算法是在上述的「快速重傳」演算法後新增的，當收到3個重複ack時，tcp最後進入的不是擁塞避免階段，而是快速恢復階段。具體如下：
1. cwnd = cwnd/2
sshthresh = cwnd
然後啟動快速恢復演算法：
設定cwnd = ssthresh＋ack個數＊mss（一般情況下會是3個dup ack）
如果只收到dup ack，那麼cwnd = cwnd + 1， 並且在允許的條件下傳送乙個報文段
如果收到新的ack, 設定cwnd = ssthresh， 進入擁塞避免階段
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