第22章 TCP的坚持定时器
1.前言
TCP不对ACK报文段进行确认，如果一个ACK丢失了，接收方等待接收数据（因为它已经向发送方通告了一个非0的窗口），而发送方等待允许它继续发送数据的窗口更新。
为防止这种死锁，发送方使用坚持定时器（persist timer）来周期性向接收方询查窗口是否已增大。（发出的报文段叫做窗口探查，window probe）
2.坚持定时器
当TCP服务器收到了客户端的0滑动窗口报文的时候，就启动一个定时器来计时，并在定时器溢出的时候向客户端查询窗口是否已经增大，如果得到非零的窗口就重新开始发送数据，如果得到0窗口就再开一个新的定时器准备下一次查询。通过观察可以得知，TCP的坚持定时器使用1，2，4，8，16……64秒这样的普通指数退避序列来作为每一次的溢出时间。
窗口探查报文包含一个字节的数据。
坚持定时器一直持续到窗口打开或者应用程序关闭。
3.糊涂窗口综合征SWS
（这一部分作者讲的不是很明白，以下内容参考自网络）
TCP的窗口协议，会引起一种通常叫做糊涂窗口综合征（Silly Window Syndrome）的问题，具体表现为，当客户端通告一个小的非零窗口时，服务器立刻发送小数据给客户端并充满其缓冲区，一来二去就会让网络中充满小TCP数据报，从而影响网络利用率。
避免措施：
1.对于接收方：
1）Clark解决方法：只要有数据到达就发送确认，但宣布的窗口大小为零，直到或者缓存空间已能放入具有最大长度的报文段，或者缓存空间的一半已经空了。
2）延迟的确认：延迟一段时间后再发送确认。这表示当一个报文段到达时并不立即发送确认。接收端在确认收到的报文段之前一直等待，直到入缓存有足够的空间为止。延迟的确认防止了发送端的TCP滑动其窗口。当发送端的TCP发送完其数据后，它就停下来了。这样就防止了这种症状。
迟延的确认还有另一个优点：它减少了通信量。接收端不需要确认每一个报文段。但它也有一个缺点，就是迟延的确认有可能迫使发送端重传其未被确认的报文段。
2.对于发送方，只有满足以下条件之一才发送数据：
(1)可以发送一个满长度的报文段(MMS).
(2)可以发送至少接收方通告窗口一半的报文段.
(3)如果以前的数据都被确认或者该连接不使用Nagle算法时,可以发送任意数据.
Nagle算法
发送端的TCP将它从发送应用程序收到的第一块数据发送出去，哪怕只有一个字节。
在发送第一个报文段（即报文段1）以后，发送端的TCP就在输出缓存中积累数据，并等待：或者接收端的TCP发送出一个确认，或者数据已积累到可以装成一个最大的报文段。在这个时候，发送端的TCP就可以发送这个报文段。
对剩下的传输，重复步骤2。这就是：如果收到了对报文段x的确认，或者数据已积累到可以装成一个最大的报文段，那么就发送下一个报文段(x + 1)。
Nagle算法的优点就是简单，并且它考虑到应用程序产生数据的速率，以及网络运输数据的速率。若应用程序比网络更快，则报文段就更大（最大报文段）。若应用程序比网络慢，则报文段就较小（小于最大报文段）。