持续计时器
假设一种场景:A给B发送数据,如果B告诉A自己的缓冲区已满,于是A停止发送数据,等待一段时间后,B的缓冲区出现了富余,于是给A发送报文告诉rwnd大小为400，但是这个报文不幸丢失了,于是就出现A等待B的通知,B等待A发送数据的死锁状态,为了处理这种问题,TCP引入了持续计时器,当A收到B的零窗口通知时,就启用该计时器,时间到则发送一个字节的探测报文,对方会在此时回应自身的接收窗口大小,如果仍然为0，则重置持续计时器,继续等待.
重传计时器
当TCP发送报文段时,就创建该特定报文段的重传计时器,可能发-生两种情况:
- 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.
- 若收到了对此特定报文段的确认之前计时器截止期到,则重传此报文段,并将计时器复位.
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之间的连接出现长期的空闲,假定客户端打开了服务器的连接,传送了一些数据,然后就保持静默，也许这个客户端出故障了,在这种情况下,这个连接将永远保持打开状态,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端的信息,就将计时器复位,超时通常设置为2小时,若服务器过了2小时还没有收到客户端的信息,就发送探测报文段,若发送10个探测报文段(每一个相隔75秒)还没有响应,就假定客户端除了故障,因而就终止该连接.
时间等待计时器
也就是上篇文章中所说的TCP四次挥手中,主动关闭方最后为什么要等待2MSL之后才能关闭连接?
慢启动
最初的TCP在连接建立成功后会向网络中发送大量的数据包，这样很容易导致网络中路由器缓存空间耗尽，从而发生拥塞。因此新建立的连接不能够一开始就大量发送数据包，而只能根据网络情况逐步增加每次发送的数据量，以避免上述现象的发生。具体来说，当新建连接时，cwnd初始化为1个最大报文段(MSS)大小，发送端开始按照拥塞窗口大小发送数据，每当有一个报文段被确认，cwnd就增加1个MSS大小。这样cwnd的值就随着网络往返时间(Round Trip Time,RTT)呈指数级增长，事实上，慢启动的速度一点也不慢，只是它的起点比较低一点而已。我们可以简单计算下：
开始 ——> cwnd = 1
经过一个RTT 后(即收到一个ACK后) cwnd = 2*1 = 2
经过两个RTT后(即收到两个ACK后) cwnd = 2*2 =4
经过三个RTT后(即收到两个ACK后) cwnd =2*2*2 = 8
拥塞避免
从慢启动可以看到,cwnd可以很快的增长上来,从而最大程度的利用网络带宽资源，但是cwnd不能一直这样无限增长下去，一定需要某个限制。TCP使用了一个叫慢启动门限(ssthresh)的变量，当cwnd超过该值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。对于大多数TCP实现来说，ssthresh的值是65536(同样以字节计算)。拥塞避免的主要思想是加法增大，也就是cwnd的值不再指数级往上升，开始加法增加。此时当窗口中所有的报文段都被确认时，cwnd的大小加1，cwnd的值就随着RTT开始线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。
上面讨论的两个机制都是没有检测到拥塞的情况下的行为，那么当发现拥塞了cwnd又该怎样去调整呢？
首先来看TCP是如何确定网络进入了拥塞状态的，TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。上面提到过，TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：
1.把ssthresh 降为cwnd值的一半.
2.把cwnd重新置为1
3.重新进入慢启动过程。
从整体上来讲，TCP拥塞控制窗口变化的原则是AIMD原则，即加法增大、乘法减小。可以看出TCP的该原则可以较好地保证流之间的公平性，因为一旦出现丢包，那么立即减半退避，可以给其他新建的流留有足够的空间，从而保证整个的公平性。
快速重传
其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有：
1.把ssthresh设置为cwnd的一半
2.把cwnd再设置为ssthresh的值+3
3.重新进入拥塞避免阶段
快速恢复
后来的“快速恢复”算法是在上述的“快速重传”算法后添加的，当收到3个重复ACK时，TCP最后进入的不是拥塞避免阶段，而是快速恢复阶段。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复的思想是“数据包守恒”原则，即同一个时刻在网络中的数据包数量是恒定的，只有当“老”数据包离开了网络后，才能向网络中发送一个“新”的数据包，如果发送方收到一个重复的ACK，那么根据TCP的ACK机制就表明有一个数据包离开了网络，于是cwnd加1。如果能够严格按照该原则那么网络中很少会发生拥塞，事实上拥塞控制的目的也就在修正违反该原则的地方。
1.当收到3个重复ACK时，把ssthresh设置为cwnd的一半，把cwnd设置为ssthresh的值加3，然后重传丢失的报文段，加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络。
2.再收到重复的ACK时，拥塞窗口增加1。
3.当收到新的数据包的ACK时，把cwnd设置为第一步中的ssthresh的值。原因是因为该ACK确认了新的数据，说明从重复ACK时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态。