概述
TCP编程本质是操作tcp_pcb，每个TCP连接对应一个tcp_pcb，
每个tcp_pcb维护3个链（缓冲队列）：unset,unacked,ooseq ———— 记录了本连接的所有数据
TCP缓冲：
struct tcp_seg{
struct tcp_seg * next; //单链
struct pbuf * p; //数据链
len,flags; //长度，选项
* tcphdr; //TCP首部
}
unset,unacked,ooseq就是三个tcp_seg链
unsent链上的tcp_seg试图将缓冲数据组织成最佳发送长度（TCP_MSS），
————so,应该是每个pbuf加入缓冲的时候，看下当前unsent链尾的tcp_seg够不够TCP_MSS，
如果不够就继续挂在这个tcp_seg上，如果够了就新开一个tcp_seg
tcp_write负责申请tcp_seg和pbuf，将待发送数据按照每个tcp_seg TCP_MSS大小组织，设置首部字段，并挂接到unsent链上，
然后调整snd_lbb,snd_buf,snd_queuelen,
tcp_write只负责组织，不管发送 ———— 内核会定期发送，也可以使用tcp_output手动发送
———— 看描述是要正好填够TCP_MSS，所以用的pbuf是固定大小？还是说完整的数据可以被切到俩tcp_seg中？
tcp_output先检查是否符合发送条件，判断一下别跟tcp_output冲突，if pcb->flags中设置了TF_ACK_NOW,则需要赶紧发一个ACK，
这时if unsent是空的？或者发送窗口不够了，就先发一个空ACK，否则可以跟在正常报文中捎带确认，
其次是正常数据，前面tcp_write填装了一个个TCP_MSS大小的报文段（一个tcp_seg管理一个报文段），
此时tcp_output就可以在有空闲发送窗口的情况下调用tcp_output_segment（填写字段、校验和、启动重传定时器等）将报文段一个个发送，直到空闲窗口被用完
每个发送出去的报文段会按照序号大小加入unacked链
SYN攻击：同时向服务器发送大量SYN请求，服务器为每个请求（连接）申请空间，返回ACK+SYN，但无法获得回复，占用资源
TCP状态转换：
tcp_process是TCP的状态机函数
目前看来，状态机似乎不用处理TIME_WAIT？
tcp_receive：
- 用新的窗口通告、seqno,ackno同snd_wnd,snd_wl1,snd_wl2比较，看是否更新窗口
- lastack与ackno比较，if相同，则说明报文丢失，可执行快重传或者快恢复（包括计算RTT）
- 看确认号能否释放unacked空间，联合ooseq链看能否组出有序数据放入recv_data，无序则加入ooseq
- 对于需要重传的，会被挂到unsent上，此时可将unsent上序号小于ackno的都删掉（应该是之前重传的还没来得及发）
超时重传与RTT：
当rtime超过rto时，unacked队列中的所有报文段都会被重传（插到unsent前端），
if重发的报文超时，则开始指数退避（这里直接让rto每次翻倍直到上限），超限后停止发送，删除pcb
慢启动与拥塞避免是为了调节发送流量（超时是触发条件），与重传机制无关
而快启动与快恢复是3个重复ack后不等rtime溢出，直接将丢的这一个放到unsent中
快重传与快恢复侧重于解决偶尔丢包的问题，而前者是为了限流
糊涂窗口：小窗口通告和小报文段发送导致带宽浪费（头多数据少）
———— so,LWIP的tcp_seg会组织满长度（TCP_MSS）的报文段（unacked非空的情况下），而接收方使用推迟确认
所谓的nagle算法，貌似是判断一些条件成立时不发送而是缓冲起来去拼接最大长度（TCP_MSS）
而平时禁止nagle，是说定时发送，能拼多少是多少？
零窗口探查：发送方周期性查询窗口大小（通过发送unacked或unsent中的一字节数据），避免先收到0窗口，而之后的非0窗口丢失而死锁
保活机制：服务器在长时间没和client通信后（2h），会发送探查报文（只有TCP首部），看一下对面挂了没，根据结果保活或终止连接
7个定时器（其实只是变量和宏）：
- 建立连接：server响应SYN后等75s，没响应就终止
- 重传
- 数据组装：用于清理ooseq
- 坚持：0窗口探查
- 保活
- FIN_WAIT2：超时后关闭连接（因为对方已经知道你关了，而LWIP不支持半打开）
- TIME_WAIT：（2MSL）超时关、删、重用，另外LAST_ACK也用这个超时关闭，而不必非等ACK
每个定时器是通过比较当前tcp_ticks与本pcb的tmr来判断的，连接切换状态时会记录pcb->tmr = tcp_ticks，
so定时器可以通过当前tcp_ticks - pcb->tmr知道pcb处于某种状态的时间
tcp_tmr负责周期调用tcp_slowtmr（500MS）和tcp_fasttmr（250MS）
定时器结构：
struct sys_timeo{
sys_timeo * next;//单链
u32_t time; //表示当处于链表头结点时还需等待的时间
sys_timeout_handler h,void * arg;//超时回调和参数
}
sys_timeout负责插入定时事件到链表，注册回调等，通过超时时间在链中找到位置插入，注意需要修改后面那一位的等待时间，
另：在回调中重新使用sys_timeout注册就是循环定时了
使用OS的情况下：
网络接口收到数据包后会回调注册的tcpip_input，构造消息，投递邮箱
收数据包可使用中断或查询线程
之前的RAW_API中是收到数据后调ethernet_input(向上逐层递交)，而使用OS之后，调tcpip_input投递邮箱，内核线程从邮箱取到之后再调ethernet_input，
多了中间的邮箱，慢了一点，好处是中断处理缩短了，网卡这边接收能力提高
用户进程使用的netbuf只是对内核pbuf的简单封装（共享了），so避免了数据copy
一个栗子：调用netconn_bind，则会发个TCPIP_MSG_API类型的消息，阻塞在邮箱上（信号量），
内核拿到这个消息，会调用do_bind ——> tcp_bind … 执行完后释放信号量，netconn_bind继续执行
最后
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