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光网络信息传输技术
光纤通信技术的特点有:(1)频带极宽,通信容量大。(2)损耗低,中继距离长。(3)抗电磁干扰能力强。(4)无串音干扰,保密性好。
除以上特点之外,还有光纤径细、重量轻、柔软、易于铺设;光纤的原材料资源丰富,成本低;温度稳定性好、寿命长。
2我国光纤光缆发展的现状。
为了适应网络发展和传输流量提高的需求,传输系统供应商都在技术开发上不懈努力。富士通公司在150km、1.3μm零色散光纤上进行了55x20gbit/s传输的研究,实现了1.1tbit/s的传输。nec公司进行了132x20gbit/s、120km传输的研究,实现了2.64thit/s的传输。ntt公司实现了3thit/s的传输。目前,以日本为代表的发达国家,在光纤传输方面实现了10.96thit/的实验系统,对超长距离的传输已达到4000km无电中继的技术水平。在光网络方面,光网技术合作计划(ontc)、多波长光网络(monet)、泛欧光子传送重叠网(photon)、泛欧光网络(open)、光通信网管理(moon)、光城域通信网(mton)、波长捷变光传送和接入网(wotan)等一系列研究项目的相继启动、实施与完成,为下一代宽带信息网络,尤其为承载未来ip业务的下一代光通信网络奠定了良好的基础。
(1)超大容量、超长距离传输技术波分复用技术极大地提高了光纤传输系统的传输容量,在未来跨海光传输系统中有广阔的应用前景。近年来波分复用系统发展迅猛,目前1.6tbit/的wdm系统已经大量商用,同时全光传输距离也在大幅扩展。提高传输容量的另一种途径是采用光时分复用(otdm)技术,与wdm通过增加单根光纤中传输的信道数来提高其传输容量不同,otdm技术是通过提高单信道速率来提高传输容量,其实现的单信道最高速率达640gbit/s。
仅靠otdm和wdm来提高光通信系统的容量毕竟有限,可以把多个otdm信号进行波分复用,从而大幅提高传输容量。偏振复用(pdm)技术可以明显减弱相邻信道的相互作用。由于归零(rz)编码信号在超高速通信系统中占空较小,降低了对色散管理分布的要求,且rz编码方式对光纤的非线性和偏振模色散(pmd)的适应能力较强,因此现在的超大容量wdm/otdm通信系统基本上都采用rz编码传输方式。wdm/otdm混合传输系统需要解决的关键技术基本上都包括在otdm和wdm通信系统的关键技术中。
(2)光孤子通信。光孤子是一种特殊的ps数量级的超短光脉冲,由于它在光纤的反常色散区,群速度色散和非线性效应相互平衡,因而经过光纤长距离传输后,波形和速度都保持不变。光孤子通信就是利用光孤子作为载体实现长距离无畸变的通信,在零误码的情况下信息传递可达万里之遥。
光孤子技术未来的前景是:在传输速度方面采用超长距离的高速通信,时域和频域的超短脉冲控制技术以及超短脉冲的产生和应用技术使现行速率10—20gbit/s提高到100gbit/s以上;在增大传输距离方面采用重定时、整形、再生技术和减少ase,光学滤波使传输距离提高到100000km以上;在高性能edfa方面是获得低噪声高输出edfa。当然实际的光孤子通信仍然存在许多技术难题,但目前已取得的突破性进展使人们相信,光孤子通信在超长距离、高速、大容量的全光通信中,尤其在海底光通信系统中,有着光明的发展前景。
(3)全光网络。未来的高速通信网将是全光网。全光网是光纤通信技术发展的最高阶段,也是理想阶段。传统的.光网络实现了节点间的全光化,但在网络结点处仍采用电器件,限制了目前通信网干线总容量的进一步提高,因此真正的全光网已成为一个非常重要的课题。
全光网络以光节点代替电节点,节点之间也是全光化,信息始终以光的形式进行传输与交换,交换机对用户信息的处理不再按比特进行,而是根据其波长来决定路由。
目前,全光网络的发展仍处于初期阶段,但它已显示出了良好的发展前景。从发展趋势上看,形成一个真正的、以wdm技术与光交换技术为主的光网络层,建立纯粹的全光网络,消除电光瓶颈已成为未来光通信发展的必然趋势,更是未来信息网络的核心,也是通信技术发展的最高级别,更是理想级别。
参考文献。
[2]@毛谦.我国光纤通信技术发展的现状和前景[j].电信科学,2006,(8).
光网络信息传输技术
总而言之，我国通信网络的快速发展给人们的生活带来积极的影响，而通信网络的发展主要依赖于各类先进的科学技术，现代通信网络光纤传输技术在现代通信网络中发挥的作用是巨大的，因此要想促进我国通信网络的进一步发展，就要进行科技攻关，逐步突破各种技术难题，只有这样才能促使我国通信网络得到更大程度的发展。
参考文献。
[1]叶小华，吴振英，李京辉，黄勇林.双二进制调制在高速linbo3光调制器上的实验实现[j].半导体光电.(03).
[2]秦红霞，李营，赵玉才，张月品，陈秋荣.基于光纤技术的纵联方向保护信息交换方法[j].电力系统自动化.(11).
短信息广告发送通信传输服务协议
甲方：
法定代表人：
住所：
联系电话：
统一社会信用代码：
乙方：
法定代表人：
住所：
联系电话：
统一社会信用代码：
一、定义。
短消息(单位：万条)：由文字组成的信息，通过中国移动gsm网络传送。每条短消息最大长度为字符(英文/数字：字;汉字：字)。
二、甲方义务。
(1)负责提供发送短信息所需要的一切短信息发送平台、系统，一切硬软件资源，网络环境及所需要人员。
(2)甲方将保证实际发送的数量与承诺的相符合。
(3)由于甲方原因导致信息发送至错误对象，则甲方承担其发送错误的短信资费，并重新发送补足发送数量。
(4)如发生移动网络故障导致发送迟延，甲方应提供电信运营商出具的有效证明。
(5)甲方在数据传输、控制方面对乙方有影响的变动时需提前通知乙方。
(6)如甲方由于自身原因无法继续提供短消息发送平台给乙方使用，应及时通知乙方并将乙方预付的短消息发送费用中尚未使用的金额全部退还乙方，并承担相应的违约责任。
(7)甲方必须保证其所从事的短消息发送业务的合法性，并承担与此相关的一切风险及责任。
(8)甲方有义务给乙方开一个监控短信发送的端口，可以实时看到发送的到达情况。
三、乙方义务。
(1)乙方支付的发送费用在发送前结算，元/条，大写：。
(2)甲方提供的仅限于短信息系统硬件及技术支持和提供短信息通信传输服务，发送的短信息内容和发送的号码需要由乙方自行提交。按照有关的规定，乙方发送前请先获得手机终端用户许可，乙方所有下发短消息的端口号都必须为(地理区号+特定卡号)，乙方不得利用该端口向用户或会员散布和传播反动、色情等违反国家法律的信息。如乙方违反本条款规定义务，甲方有权单方解除协议，对于以上几个方面造成的后果，甲方不负担任何责任。
四、业务流程。
乙方在发送短信息前通过互联网的方式向甲方短信平台提交发送内容和号码。甲方成功发送完毕后，应立即向乙方客户端口提供发送统计报告，包括发送的数量，成功的接收统计。
五、付款方式。
发送前乙方付给甲方发送费用人民币元整，大写： 。
六、共同义务。
(1)为保证协议顺利实施，甲乙双方指定专人负责协调解决在业务运作过程中可能发生的问题。
(2)甲、乙双方对业务开展中出现的各种问题，应及时相互通报、协商处理解决。
(3)甲、乙双方开展业务均应依法办理。
(4)对于业务开发和运行过程中对方提供的所有资料(包括技术、用户信息等)，双方均有保密义务。未经对方书面同意，任何一方不得向第三方泄露或用作合作项目开发以外之用途，否则须向对方承担相应的法律责任。
(5)本协议未尽事宜由甲乙双方友好协商解决或签订补充协议予以明确。本协议履行过程中，如因甲方上级单位政策原因或市场环境变化等因素需要对本协议内容进行调整，甲乙双方应友好协商解决。
七、违约责任。
(1)如甲方逾期发送短信息，每逾期一日，按合同总金额的%支付违约金。
(2)甲方成功发送数量不足合同约定的，应按乙方要求重新发送补足发送数量。
八、其他。
本合同一式二份，双方各执一份，具有同等法律效力。
如双方因本合同产生争议，应友好协商解决，协商不成，任何一方皆有权向乙方所在地法院起诉。
甲方(盖章)：乙方(盖章)：
甲方代表签名：
签订地点：乙方代表签名：
签订地点：
年月日年月日。
短信息广告发送通信传输服务协议
乙方：_______________。
第一条合同定义与合同项目。
1.1甲方租用属于乙方网络环境的服务器，乙方为甲方提供“服务器端流媒体视频文件存放空间”，并将之接入到国际互联网(internet)，为甲方提供internet视频广告点播服务。乙方负责该服务器的硬件配置与软件安装，及日常维护和服务器故障的排除，甲方按照本合同的约定购买相应空间使用权。
1.2甲方委托乙方代为租用英文域名一个及100m虚拟主机空间。乙方有义务全权受理，在中华人民共和国注册的企业法人及合法的isp，icp处申请并开通服务，以确保网络的稳定运行。合同中“双方”仅指本合同的缔约方，即上述甲方和乙方。甲方要求，所选定主机配置以及相关设备以由甲方在合同附件所作的填写为说明。乙方受甲方委托对其所租用的主机进行维护管理。
1.3标准服务：品质机房环境及设备;乙方选定之主机及设备;恒温恒湿控制系统;通过高速光纤直接接入chinanet骨干网;间断、无休日网络系统管理维护与技术支持;服务器应用监测。
第二条双方的权利和义务。
2.1甲方的权利和义务。
2.1.1甲方有权对所租用的服务器流媒体视频文件存放空间进行内容的修改，增加，删除。
2.1.2甲方的信息经营必须遵守《中华人民共和国计算机信息网络国际联网暂行规定》和国家的有关法律，法令，法规，不得做任何违法经营活动(包括但不限于黑客行为，侵权行为，发布色情或迷信的内容，举办博彩/赌博游戏，进行违反国家规定的政治或宗教宣传，发布涉及国家机密和安全的信息，发布危害社会秩序和治安，社会公共道德和侵害他人合法权益的信息等)否则，乙方在通知甲方后，有权要求甲方就不适当内容进行删除或修改。
2.1.3甲方对其经营的信息而引起的政治责任，法律责任和经济纠纷负全部责任。
2.1.4甲方利用所租用的空间进行以_________为主的信息服务。同时可以配置和使用ftp等internet功能和数据库。可以自行发布任何所需要的合法影片。
2.1.5如果甲方利用本合同服务进行的经营，活动需要获得国家有关部门认可或批准的，甲方应获得该有关认可或批准。但乙方没有义务审查甲方是否具有该认可或批准，出现问题也由甲方自行解决或者承担相关责任，与乙方无关。
2.2乙方的权利和义务。
2.2.1签订合同与缴纳费用后，乙方应为甲方提供流媒体视频文件存放空间，并确保服务器稳定运行。
2.2.3甲方租用本业务，如不属于乙方之原因，造成电路或系统故障不能通信时，甲方应采取合作的态度等待互联网基础业务供应商(如电信部门)来处理。
2.2.4乙方为甲方提供机房物理环境以100兆共享带宽不限流量与internet连接，并保证服务器与外部连接的安全性，稳定性，及时性，使甲方可以通过ftp等对所租用空间进行管理。
2.2.5乙方对服务器进行日常维护和监控，以保证甲方信息服务器的正常运行。除非双方另有书面约定，乙方承认甲方自己存放在服务器上的任何资料，软件，数据等的知识产权均与乙方无关，乙方无权复制，传播，转让，许可或提供他人使用这些资源，否则应承担相应的责任。
2.2.6因乙方原因，造成服务器的正常工作中断，乙方以小时为单位，以月费为基数，按平均每小时费用的二倍向甲方赔偿。但以当月的月费为赔偿的最高限。
2.2.7甲方自行安装软件或进行系统配置如导致系统无法使用，需要乙方进行恢复的，乙方有权要求甲方支付相应的服务费用。
第三条合同金额及付款方式(本条内容依甲方所租用主机的类型而不同)。
3.1本合同所涉及的费用包括一次性费用。其涉及的金额一律以人民币元为单位。
3.2本合同涉及的一次性费用共计人民币_________元整(rmb：_________元)。
第四条合同期限。
4.1合同有效期为12个月。自甲方付款，并由乙方开通相关服务之日起生效。由乙方出具书面通知为准。
4.2在合同到期时，双方如需要继续合作并对本合同无异议，则本合同自动顺延。如双方认为某些条款需要修改，届时双方另签合同。如果在合同期间或期满之后甲方需要乙方的其他服务，双方另签合同。
第五条合同中止及违约责任。
5.1甲方违约责任。
5.1.1如果甲乙双方无异议并且甲方在本合同结束期七日前按时付款续约，则本合同自动延续一年，如果甲方没有按时支付续约款项，则在甲方前一次付款款项的有效期结束后，本合同即告终止。乙方届时将关闭甲方的使用帐号。如果甲方违约，乙方有权关闭甲方的使用帐号，由此造成的损失由甲方负责。
5.1.2乙方在进行维护时有时需要短时间中断服务，或因internet上的通路的偶然阻塞造成甲方虚拟主机访问速度下降，甲方认同这是属于正常情况，不属于乙方违约。
5.2乙方的违约责任。
5.2.1乙方不得无故破坏或干扰为甲方提供的服务。乙方保证甲方所租用的服务正常运行，供电稳定可靠，与internet连接的正常，如确实必须暂时停机或与internet断开连接，乙方应及时通知甲方。如乙方无故停机或未及时通知甲方，将以所列罚款款项的双倍对甲方进行赔偿。
5.2.2如果乙方违约，甲方有权要求乙方在限定时间内为甲方的退出或转移服务，其违约造成的损失由乙方负责。
5.2.3本合同在下述情形下终止，双方互不负责，但终止方应书面通知另一方：一方当事人主体资格消失，如破产。但进行重组、名称变更或者与第三方合并等不在此列。一方严重违反本合同，另一方根据本合同的约定解除本合同。因不可抗力而解除本合同或者双方当事人协商一致解除本合同的。依法律、法规规定的情形而终止。
5.2.4本合同到期后，如果甲方没有按时支付续约款项，则双方认同本合同执行终止，乙方届时将关闭服务。
5.2.5由于一方不履行协议约定的义务，或严重违反本合同约定的义务，造成本合同无法履行或履行不必要时，视作违约方片面终止本合同，守约方除有权向违约方索赔外，并有权终止本合同。
第六条责任限制。
6.1乙方在进行服务器配置，维护时需要短时间中断服务，或者由于internet上通路的阻塞造成甲方服务器访问速度下降，甲方均认同是正常情况，不属于乙方违约。鉴于计算机及互联网的特殊性，因y2k问题、黑客、病毒、电信部门技术调整等引起的事件，甲方亦认同不属于乙方违约。
6.2在履行本合同时，乙方对因第三方的过错或者延误而给甲方或者其他第三方造成的损失不负责任。乙方对通过甲方间接接受乙方服务的第三方的损失不负责任。
第七条争议解决。
在合同执行期间如果双方发生争议，双方应友好协商解决。如果协商不成，双方同意提交_________仲裁委员会进行仲裁。
第八条不可抗力。
8.1任何一方遇有不能预见，不能避免或不能克服的客观事件(包括但不限于自然灾害如洪水、火灾、爆炸、雷电、地震和风暴等以及社会事件如战争、动乱、政府管制、国家政策的突然变动和罢工等。)而全部或部分不能履行本合同或迟延履行本合同，应自不可抗力事件发生之日起五日内，将事件情况以书面形式通知另一方，并于事件发生之日起二十日内，向另一方提交导致其全部或部分不能履行或迟延履行的证明。
8.2遭受不可抗力的一方应采取一切必要措施减少损失，并在事件消除后协商恢复本合同的履行，除非此等履行已不可能或者不必要。
第九条保密义务。
任何一方对在本合同履行过程中以任何方式获知的另一方商业秘密或其他技术及经营信息均负有保密义务，并有义务尽快通知对方，并协助对方采取适当的补救措施，不得向任何其他第三方透露或泄露，但中国现行法律，法规另有规定或经另一方书面同意的除外。
第十条其他。
本合同一式_________份，甲乙双方各执_________份。
本合同签订后，双方如需修改，经双方协商后，可以增加补充条款。
甲方(盖章)_______________。
法定代表人(签字)_________。
__________年_______月______日。
签订地点：___________________。
乙方(盖章)_______________。
法定代表人(签字)_________。
__________年_______月______日。
签订地点：___________________。
光形式传输信息论文
摘要：随着数字时代的到来，数字技术不仅影响了各个领域，而且被应用到了生活的方方面面。电视媒体作为一种传统的传播方式，曾经带给人们深远的影响。在日新月异的当下，数字电视正面临着机遇与挑战。文章通过对数字电视的服务用户、服务内容、服务传播三个方面进行探讨，从服务的角度分析将数字技术应用于电视媒体之后，数字电视媒体未来的发展方向，望对数字电视媒体的发展有所助益。
关健词：电视产品;服务设计;传播。
数字电视是将电视、网络、通信等技术整合，各种传播媒介的界限逐渐消失，形成一个公共的信息服务平台。在这个平台上电视被赋予了全新的功能，观众可以根据自身的需求获取各种服务，包括视频点播、网络购物、远程教育与健康医疗等新业务，形成一个集信息传播、交流、学习、娱乐为一体的服务平台。由此可见，增加服务内容、创新服务模式是数字电视未来发展的重要途径，做好服务设计对数字电视的发展至关重要。电视产品简言之就是电视服务的内容，是观众需求与电视产业拥有的一系列资源相互作用的结果，即电视运营者对既定的生产资源进行安排以满足观众日益增长的需求。随着人民物质生活水平的提高以及体验经济的发展，人们开始重视在消费过程中所接受的服务体验，对服务的质量也提出越来越高的要求。传统电视在向数字电视发展的过程中，除了技术上的变革，更重要的是服务上的提升。数字电视要想赢得市场，就必须改变传统电视的服务模式，除了传统的信息传播，强化优质服务的提供和互动，让用户感受到可用、好用、有用、甚至是被需要的感觉。因此，从服务的角度审视数字电视产业，从服务用户、服务内容、服务传播三个方面来分析数字电视，为数字电视未来的发展提供方向。
1、服务用户。
1.1用户角色的转变。
传统电视传播是从信息到受众的基本的单向传播方式，以传者为中心，受众处于被动接受的状态。而将数字技术引入电视媒体后，传受双方的角色发生了根本性的转变，用户从被动的接受者转变成了主动的参与者，传播模式从单向传播变成双向互动。电视用户有了电视功能的选择权，享受电视服务的权力，传者与受者处在了平等的地位。数字电视是基于交互的传播结构，通过把用户选择性观看的电视内容反馈给电视台，从侧面反应数字电视提供的服务内容的质量，根据反馈传播者可以调整服务内容。在此过程中，传授双方的角色是不断变化的。可以说用户已经完全摆脱了被动接受信息的地位，真正成为了电视媒介服务的主角。
1.2用户需求的改变。
在传统电视媒体传播下，电视媒体掌握着信息传播的主动权，电视用户只能被动的接受电视传播的信息内容，电视提供的服务更多的是从市场盈利方面考虑。而在数字化时代下，随着技术与传播方式的改变，用户的需求也发生了根本性的变化，用户更加注重参与性和主动选择性。而且，当代媒体种类的丰富使受众可以通过更多的渠道获取信息、开展学习、交流、娱乐等活动。电视媒体要想获得用户的认可，就要迎合用户的需求，为用户提供被需要的服务来占据媒体市场。因此，电视用户的需求成为电视媒体提供服务所依赖的重要依据。(1)用户的个性化需求在新媒体、自媒体日趋成熟壮大的冲击下，人们对电视节目的内容、质量以及节目获取方式的便利性有更高的要求。在分众媒体时代，电视节目也应该顺应趋势从大众化向小众化、个性化转变。例如，中央电视台《实话实说》是一档以贴近百姓生活的社会问题为主的评论性节目，以主持人、嘉宾及现场观众的共同讨论为特色，以某一主题即兴点评、直抒己见、相互讨论，主持人崔永元轻松幽默的语言风格在众多电视谈话节目中独树一帜，节目也因此有较高的收视率。在移动互联网成熟的背景下，个性化的自媒体视频将迎来更为广阔的发展空间。电视运营商要想提高电视媒体的收视率，就要为用户提供更多个性化的电视节目以满足不同受众的信息获取需求，这是数字电视的出路，也是数字电视的发展要求。随着社会的发展，人们对电视节目传播内容和形式的要求会越来越高，电视节目也会越来越个性化、专业化，以针对不同的分众人群的收视需求。(2)用户的互动性需求经过相关统计可知2008年，中国的交互式电视销量为3.75千万台。到2009年底，交互式电视销量已达到8.96千万台。随着数字电视的普及，交互式电视的销量成倍增长。用户购买交互式电视不仅是为了迎合接收信号的需要，而是为了通过使用互动式电视的各种功能来满足自己的多重需要。电视运营商为了提高交互式电视的销量，就必须研究和开发电视的功能，让交互式电视可以真正地满足人们通过电视媒体实现交流互动的需要。例如，我国数字电视开设了游戏竞技频道，该频道会播出全球火热游戏的即时赛况，发布相关的游戏信息，其内容包括战队夺冠信息、游戏比赛信息、游戏操作技巧等，同时为用户提供交流平台，在竞技的同时还可以相互交流、学习与分享，通过具有交互功能的特色服务，提高了电视的收视率。数字电视的交互产品的开发和应用，满足了电视用户的操作需要与观看需要，受众在观看电视时的参与性、代入性更高。
2、服务内容。
数字电视时代，在技术的基础上更加强调的是内容。数字化是时代发展的结果，随着技术的发展，传统的电视传播方式将逐渐失去优势，内容的多样化、个性化、专业化才是数字电视的成败关键。数字时代下的电视产品在传统电视媒体的基础上得到了跨越式的发展，从文字、音频、图片等相对比较单一的产品，发展为交互、评论、游戏、话题、二维码等新媒体产品，这些新的产品更加符合现代人参与性和选择性的需求，新的'媒体产品将会不断的涌现。
2.1数字电视产品内容的发展。
数字电视的信息传播采用的是双向传输技术，改变了传统的单向传播，使双向的交互具备了技术条件。观众完全可以按照自身的需求选择各种服务内容，包括节目点播、电视购物、教育、医疗等业务，电视可以逐渐成为居家信息化的服务平台。同时，数字电视改变了传统电视的收视方式，这种全新的体验模式改变了传统的被动单项的信息接受方式，在服务上为观众提供了更多的选择、更大的自由、更强的互动。通过数字电视，网络和电视媒介得以融合，电视可以像电脑或者手机一样上网和使用，这赋予了电视全新的功能，如信息查询、交流学习、股票交易等都可以在电视上操作完成，使电视成为一个网络信息交流的平台。
2.2数字电视服务形式的发展。
随着全球信息化技术的发展与推进以及通信技术的全覆盖，数字电视将在功能和技术上与通信信息化相互融合，形成全新的媒体服务。伴随着新技术的参与与合作，数字电视的服务形式与内容所涉及到的领域也将越来越多。数字电视与互联网的融合是发展的必然趋势，虽然已经实现，但还有更大的发展空间。消费者通过数字电视可以获得点播视频、网上购物、发送邮件、在线游戏等各种服务，通过数字电视人们可以体验电脑的所有功能。数字电视作为设备终端，还支持各种互联接口，与优盘、电脑、数码产品以及手机等数字设备进行连接。移动数字电视也是数字电视的服务形式，移动数字电视可以在非移动与移动情况下收看，在火车、公交、地铁上都可以观看移动电视画面，是户外信息化的数字电视传媒。移动数字电视具有服务覆盖面广、信号迅速、可在移动环境下工作的特点，另外移动电视还具备公共服务的特点，特别是在交通、安全、预警等信息发布上，是政府对外展示形象和对公众发布信息的重要窗口。
3、服务传播。
数字技术给电视产业带来的变革推进了电视产品的优化与传播效果提高。
3.1电视节目的质量优化与传播效率的提高。
首先，电视节目的传播效率得到提高。随着电视数字化技术的发展，非线性编辑取代了传统线性编辑，在技术层面上得到突破，成为现下电视节目制作的手段。与传统制作效率相比得到了极大的提高，尤其是对于新闻类节目来说更是一大突破，它可以实现线性编辑多种工序的同步进行，让新闻编辑效率得到大幅度提升。新闻的时效性非常重要，这个技术的突破对新闻类节目大有裨益。其次，电视节目的制作质量得到提高。非线性编辑实现了数据运算方式上的叠加，这种编辑手段不会损失电视信号，而且非线性编辑技术还可以应用到服务器、切换器上，这样不仅让电视节目制作效率得到了提高，也让电视节目播放质量得到了提高。
3.2节约了制作节目时的人力资源和物力成本。
传统的电视节目制作往往需要耗费大量的人力资源和物力资源，例如在布置场景时，需要很多工作人员搬运道具和搭建场景，有些道具很大很沉重，这给工作带来了不小的难度。传统的电视制作方式不仅耗时长，还耗费大量的人力资源和物力资源，制作成本很高。而数字化技术下的模拟演播室完全可以解决以上难题，这种新技术是利用计算机软件来完成的，它可以实现电视节目场景制作、电视节目图像处理、电视节目图像合成等，从而完成许多复杂的场景设计。尽管目前模拟演播室的相关技术还不完全成熟，但是随着计算机技术的发展，模拟演播室技术代替传统电视节目制作技术已经成为了数字电视发展的必然趋势，节约电视节目的制作成本，是电视数字化发展的必然要求。
3.3数字技术对电视产品传播效果的积极作用。
实现了电视产品跨媒介传播，让电视产品在不同媒介的共享传播中获得最大收益。在传统电视传播中，电视产品只有依靠电视才能实现传播，其传播范围是十分有限的，传播效果也基本能够预测得到。而在数字技术下，电视产品不仅可以通过电视进行传播，还可以通过网站、播放软件等各种媒介渠道得以传播，其传播范围是成倍扩大的，这种跨媒介的传播方式会产生难以预测的传播效果，给电视媒体经销商带来巨大的收益。实现了电视产品定时定位传播，让电视产品取得更好的传播效果。服务器可以记录观众的消费时间和消费地点，这对电视产品进行定时定位传播带来了帮助。因为观众是电视产品的消费者，这些消费者观看电视节目的时间不同，观看地点也不相同，电视经销商要想让电视产品产生更为精准的传播效果就要进行市场定位，分析不同受众群体对于电视产品的喜爱，把握各消费人群的不同消费地点，统计各电视节目不同的收视高峰时间段。有了数字技术的支持，可以收集上述这些相关数据，指导我们根据消费需要进行产品设计和播放，准确定位以产生更好的宣传效果，真正体现电视产品的价值。
4、结束语。
实现了电视产品互动传播，让观众能够自由选择自己喜爱的节目。在传统的电视传播中，电视经销商掌握着信息传播的主动权，观众只能被动的观看经销商提供的电视产品，这个传播方式是单方向的。而在数字时代下，观众完全可以根据自身的喜好选择电视产品，这就给电视产品带来了竞争压力。为了占据市场份额，就要以观众需要为目标导向来提供产品和服务内容。观众从被动者地位转变到了主动者地位，观众的需求就是衡量电视产品好坏的标准，只有能够满足观众需求的电视产品才是好产品，如果电视产品不能够被观众所认可，那也就宣布了这个电视产品的失败。在这样的竞争压力下，经销商要从观众的角度，制定电视产品的策略，完善电视产品的内容，促进电视产品的质量，实现电视互动传播，创造良好的市场氛围。数字电视媒体要顺应市场的发展趋势，保持良好的经营活力，对观众进行准确的分类和定位，用高质量的服务内容连接用户，发挥数字电视产品的互动传播效果和媒介融合优势，实现其真正的市场价值，数字电视的未来大有可为。
参考文献：
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光网络信息传输技术
在此科技迅速发展之际，通信网络的发展是一个必然的趋势。
虽然通信技术在不断的发展，而且应用的范围也逐渐扩大，不过现代通信网络光纤传输技术存在一定的缺陷，所以必须要不断的完善该技术。
通信技术的大容量、高速度是我国通信网络技术发展的趋势。
未来通信网络技术的发展趋势可能主要体现在以下方面：首先是单波长通道向多波长通道发展，未来光纤通信传输技术要实现空分复用和时分复用，只是在应用过程中可能会产生一些问题，对此需要设计出大容量的复用系统，只有这样才能降低一些负面影响;其次是光网络向着智能化的方向发展，光网络智能化发展具有重要的意义，也是我国通信网络发展的重要方向。
随着科技的快速发展，计算机在通讯网络发挥了越来越广泛的作用，它促使了通信网络的更进一步的发展，因此为通信网络智能化发展创造了有利条件;再次是向着全光网络的方向发展，信号在网络传输过程中以光的形式存在成为一种趋势，不过只有依靠先进的科技才能进行光电信号转换。
在整个光网络系统中，网络结点仍存在一定的问题，而这些问题对光纤通信的总容量产生了不利的影响，所以需要克服或解决这些问题来促进通信网络技术的顺利发展;最后是光器件向着集成化的方向发展，光器件集成化可以最终促进网络通信速度的发展。
信息保密协议
甲方：
乙方：
根据甲乙双方年月日签定的《工程施工合同》，鉴于乙方在甲方施工期间及竣工后有关保守甲方工程信息资料的秘密和其他技术秘密的有关事项，特签定协议如下：
1、双方确认遵守《保密法》及其他相关法律法规，承担保守国家秘密和对乙方有关人员进行保密教育、管理的义务，采取有效措施确保本项目保密信息的安全。
2、本协议提及的秘密，包括但不限于：工程概况、工程规模、工期计划、产品方案、工艺流程、技术设计、图纸资料、相关函电等等。
3、在项目实施过程中，需要由甲方提供的图纸、文件和其他与本工程有关的资料或虽属于第三方但甲方承诺保证权利不受侵犯。乙方只有使用的权利，并且只用于本合同工程。未经甲方的书面许可，乙方不得擅自修改或用于本合同以外的工程。
4、乙方人员因实施本工程需要进入甲方办公场所的，应当经甲方同意，并有甲方人员陪同在制定的场所活动，不得涉入非指定场所。
5、工程竣工后，乙方将所有与本工程有关的图纸、文件资料整理后交予甲方，未经甲方的书面许可，乙方不得对外或第三方公开披露;不得以任何形式，向媒体透露所承揽工程的相关情况。
6、所有工程照片的版权归甲方所有，没有甲方批推，乙方不得作任何应用。已批准的文章、照片和类似材料的出版应通知甲方。
7、乙方在工程维护阶段需要使用涉及到工程相关秘密资料的，须由甲方同意，并保证使用过程中资料的安全，使用后应立即归还甲方。
8、乙方承担保密义务的期限为无限期保密，直至甲方宣布解密或者秘密信息实际上已经公开。由此而导致的任何知识产权方面的纠纷或赔偿，将由违反规定的一方向对方承担全部的赔偿责任。
9、任何乙方未履行本协议或违反本协议的有关要求均应视为违约。作出违约的一方应当承担违约责任。造成泄密后果的按《保密法》及其他相关法律法规处理。
10、本协议一式两份，双方各执一份。
11、本协议自签字盖章之日起生效。
甲方：
乙方：
短信息广告发送通信传输服务协议
经双方同意方可更改，甲方就委托乙方发布广告事宜签订本合同。
一、有关广告业务达成下列项目。
二、甲方应提供的证明文件：
三、本合同签订后不得更改，但遇特殊情况，经双方同意方可更改，并按规定赔偿损失费：
本合同一式____份，甲方____份，乙方____份，报有关部门____份。
四、附则：
五、本合同严格执行广告法及民法典有关条款。
信息保密协议
甲方：
乙方：
为保证甲方经营活动的正常进行、保障乙方的合法权益，甲乙双方在遵守国家相关法律法规、企业相关规章制度和员工守则的基础上，经友好协商，签订本协议。
一、甲乙双方确认就本协议中所涉及的中科晶电信息材料（北京）有限公司（以下简称甲方）在研究、开发、生产、流通以及企业管理中所有相关业务中任何口头或文字资料均属商业保密范围。
二、本协议中的商业秘密，是指由甲方（包括甲方的子公司和参股公司）拥有的涉及甲方研究、开发、生产、流通、市场、客户和管理等领域中相关的一切知识产权和资料。
三、商业秘密的内容（包含但不仅限以下条款和内容）：
7.甲方获取的未公开的第三方知识产权和资料等。
四、商业秘密不包括的内容：
1.乙方在本协议签约时已经合法取得并保有的或已在社会公开披露的信息；
2.非因乙方的故意、过失等原因而造成在本协议签约后成为社会公知的信息；
五、乙方确认甲方的商业秘密为甲方享有的、具有商业价值的一切知识产权和资料。甲方商业秘密中的一切知识产权和资料均属甲方所有。乙方在甲方工作期间，为履行相关职责而实施的工作活动所产生的任何创造性成果，其所有权均属甲方，乙方不得为此主张任何权利。
六、乙方在其履行劳动合同期间应谨慎保管就甲方的商业秘密所取得或制作的文件、图片、样本、磁带、软盘、以及其他类似原件及复制品。在未经甲方事先书面同意下，不得允许第三方阅览、复制、复写或以任何方式交与第三方使用。
七、乙方在其履行劳动合同期间，非在乙方职责范围内或未经甲方允许，乙方不得持有甲方的保密材料或相关载体。也不得以携带、夹藏、传输、邮寄等方式将甲方的保密材料或相关载体带出甲方所在地。
八、基于诉讼及其他法律上的程序，作为法律义务，当乙方被要求公开甲方商业秘密时，乙方应事先通知甲方，以求取得适当解决。
九、乙方确认在执行与甲方签订的劳动合同期间，或乙方因任何事由或以任何形式离开甲方后二年内，不得经营或从事与甲方业务具有竞争关系的任何事业（包括但不限于自己成为竞业者或组织设立竞业企业等），不得与存有与甲方有竞争关系的任何个人（简称竞业者）或企业及其他组织（简称竞业组织）等，从事如下活动：
1.成为竞业者或竞业企业的董事或高级管理员工或普通员工；
2.组织、参与设立竞业企业等；
3.以任何形式参与第三方成为竞业者或组织设立竞业企业的行为。
4.为竞业机构提供咨询、设计等服务。
十、乙方确认在与甲方签订劳动合同的执行期间，或乙方因任何事由或以任何形式离开甲方后，遵守如下约定：
1.乙方有保守甲方技术、生产及商业秘密的义务；
4.在双方约定的期限内，乙方不得在其工作任务所涉及范围以外的任何时间和地点使用甲方的商业秘密。
十一、甲乙双方合作期间或解除、终止劳动合同后，基于甲方合理要求，乙方应向甲方返还所有与甲方商业秘密相关的任何资料；或销毁所有相关资料并提供足够证据。在此，乙方不得以任何形态保留甲方商业秘密供自己或第三方使用，包括在乙方或第三方所有的物品上残存有乙方可能继续利用的甲方商业秘密。乙方不得就此向对方要求经济补偿。
十二、乙方如发现甲方秘密信息被泄露或者自己过失泄露秘密，应当采取有效措施防止泄密进一步扩大，并及时向甲方报告。
十三、甲方或乙方如违反本协议任何条款而造成对方损失时，将承担违约责任，一方可向违约方要求赔偿因此而受到的全部直接和间接损失。
十四、本协议为甲乙双方保守甲方商业秘密的正式文本。本协议签约前由双方口头或书面达成保守商业秘密的任何协议，如与本协议相冲突，自本协议签约后自动失效。
十五、本协议非经甲乙双方以书面形式同意而进行任何形式的变更均属无效。
适用法律及管辖：任何因执行本协议所发生的，或与本协议有关的争议，双方可向甲方所在地有管辖权的人民法院起诉。
十六、本协议自双方签字之日起生效。
甲方：
乙方：
TCP传输控制协议
说明：
1).本文以tcp的发展历程解析容易引起混淆，误会的方方面面。
5).本文给出一个提纲，如果想了解细节，请直接查阅rfc。
6).翻来覆去，终于找到了这篇备忘，本文基于这篇备忘文档修改。
1.网络协议设计。
iso提出了osi分层网络模型，这种分层模型是理论上的，tcp/ip最终实现了一个分层的协议模型，每一个层次对应一组网络协议完成一组特定的功能，该组网络协议被其下的层次复用和解复用。这就是分层模型的本质，最终所有的逻辑被编码到线缆或者电磁波。
分层模型是很好理解的，然而对于每一层的协议设计却不是那么容易。tcp/ip的漂亮之处在于：协议越往上层越复杂。我们把网络定义为互相连接在一起的设备，网络的本质作用还是“端到端”的通信，然而希望互相通信的设备并不一定要“直接”连接在一起，因此必然需要一些中间的设备负责转发数据，因此就把连接这些中间设备的线缆上跑的协议定义为链路层协议，实际上所谓链路其实就是始发与一个设备，通过一根线，终止于另一个设备。我们把一条链路称为“一跳”。因此一个端到端的网络包含了“很多跳”。
终止于ip协议，我们已经可以完成一个端到端的通信，为何还需要tcp协议？这是一个问题，理解了这个问题，我们就能理解tcp协议为何成了现在这个样子，为何如此“复杂”，为何又如此简单。
首先我们认识一下为何ip协议是沙漏的细腰部分。它的下层是繁多的链路层协议，这些链路提供了相互截然不同且相差很远的语义，为了互联这些异构的网络，我们需要一个网络层协议起码要提供一些适配的功能，另外它必然不能提供太多的“保证性服务”，因为上层的保证性依赖下层的约束性更强的保证性，你永远无法在一个100m吞吐量的链路之上实现的ip协议保证1000m的吞吐量...
ip协议设计为分组转发协议，每一跳都要经过一个中间节点，路由的设计是tcp/ip网络的另一大创举，这样，ip协议就无需方向性，路由信息和协议本身不再强关联，它们仅仅通过ip地址来关联，因此，ip协议更加简单。路由器作为中间节点也不能太复杂，这涉及到成本问题，因此路由器只负责选路以及转发数据包。
因此传输控制协议必然需要在端点实现。在我们详谈tcp协议之前，首先要看一下它不能做什么，由于ip协议不提供保证，tcp也不能提供依赖于ip下层链路的这种保证，比如带宽，比如时延，这些都是链路层决定的，既然ip协议无法修补，tcp也不能，然而它却能修正始于ip层的一些“不可保证性质”，这些性质包括ip层的不可靠，ip层的不按顺序，ip层的无方向/无连接。
将该小节总结一下，tcp/ip模型从下往上，功能增加，需要实现的设备减少，然而设备的复杂性却在增加，这样保证了成本的最小化，至于性能或者因素，靠软件来调节吧，tcp协议就是这样的软件，实际上最开始的时候，tcp并不考虑性能，效率，公平性，正是考虑了这些，tcp协议才复杂了起来。
协议。
这是一个纯软件协议，为何将其设计上两个端点，参见上一小节，本节详述tcp协议，中间也穿插一些简短的论述。
协议。
确切的说，tcp协议有两重身份，作为网络协议，它弥补了ip协议尽力而为服务的不足，实现了有连接，可靠传输，报文按序到达。作为一个主机软件，它和udp以及左右的传输层协议隔离了主机服务和网络，它们可以被看做是一个多路复用/解复用器，将诸多的主机进程数据复用/解复用到ip层。可以看出，不管从哪个角度，tcp都作为一个接口存在，作为网络协议，它和对端的tcp接口，实现tcp的控制逻辑，作为多路复用/解复用器，它和下层ip协议接口，实现协议栈的功能，而这正是分层网络协议模型的基本定义(两类接口，一类和下层接口，另一类和对等层接口)。
我们习惯于将tcp作为协议栈的最顶端，而不把应用层协议当成协议栈的一部分，这部分是因为应用层被tcp/udp解复用了之后，呈现出了一种太复杂的局面，应用层协议用一种不同截然不同的方式被解释，应用层协议习惯于用类似asn.1标准来封装，这正体现了tcp协议作为多路复用/解复用器的重要性，由于直接和应用接口，它可以很容易直接被应用控制，实现不同的传输控制策略，这也是tcp被设计到离应用不太远的地方的原因之一。
总之，tcp要点有四，一曰有连接，二曰可靠传输，三曰数据按照到达，四曰端到端流量控制。注意，tcp被设计时只保证这四点，此时它虽然也有些问题，然而很简单，然而更大的问题很快呈现出来，使之不得不考虑和ip网络相关的东西，比如公平性，效率，因此增加了拥塞控制，这样tcp就成了现在这个样子。
3.2.有连接，可靠传输，数据按序到达的tcp。
ip协议是没有方向的，数据报传输能到达对端全靠路由，因此它是一跳一跳地到达对端的，只要有一跳没有到达对端的路由，那么数据传输将失败，其实路由也是互联网的核心之一，实际上ip层提供的核心基本功能有两点，第一点是地址管理，第二点就是路由选路。tcp利用了ip路由这个简单的功能，因此tcp不必考虑选路，这又一个它被设计成端到端协议的原因。
既然ip已经能尽力让单独的数据报到达对端，那么tcp就可以在这种尽力而为的网络上实现其它的更加严格的控制功能。tcp给无连接的ip网络通信增加了连接性，确认了已经发送出去的数据的状态，并且保证了数据的顺序。
3.2.1.有连接。
这是tcp的基本，因为后续的传输的可靠性以及数据顺序性都依赖于一条连接，这是最简单的实现方式，因此tcp被设计成一种基于流的协议，既然tcp需要事先建立连接，之后传输多少数据就无所谓了，只要是同一连接的数据能识别出来即可。
疑难杂症1：3次握手和4次挥手。
tcp使用3次握手建立一条连接，该握手初始化了传输可靠性以及数据顺序性必要的信息，这些信息包括两个方向的初始序列号，确认号由初始序列号生成，使用3次握手是因为3次握手已经准备好了传输可靠性以及数据顺序性所必要的信息，该握手的第3次实际上并不是需要单独传输的，完全可以和数据一起传输。
tcp使用4次挥手拆除一条连接，为何需要4次呢？因为tcp是一个全双工协议，必须单独拆除每一条信道。注意，4次挥手和3次握手的意义是不同的，很多人都会问为何建立连接是3次握手，而拆除连接是4次挥手。3次握手的目的很简单，就是分配资源，初始化序列号，这时还不涉及数据传输，3次就足够做到这个了，而4次挥手的目的是终止数据传输，并回收资源，此时两个端点两个方向的序列号已经没有了任何关系，必须等待两方向都没有数据传输时才能拆除虚链路，不像初始化时那么简单，发现syn标志就初始化一个序列号并确认syn的序列号。因此必须单独分别在一个方向上终止该方向的数据传输。
疑难杂症2：time_wait状态。
为何要有这个状态，原因很简单，那就是每次建立连接的时候序列号都是随机产生的，并且这个序列号是32位的，会回绕。现在我来解释这和time_wait有什么关系。
任何的tcp分段都要在尽力而为的ip网络上传输，中间的路由器可能会随意的缓存任何的ip数据报，它并不管这个ip数据报上被承载的是什么数据，然而根据经验和互联网的大小，一个ip数据报最多存活msl(这是根据地球表面积，电磁波在各种介质中的传输速率以及ip协议的ttl等综合推算出来的，如果在火星上，这个msl会大得多...)。
现在我们考虑终止连接时的被动方发送了一个fin，然后主动方回复了一个ack，然而这个ack可能会丢失，这会造成被动方重发fin，这个fin可能会在互联网上存活msl。
如果没有time_wait的话，假设连接1已经断开，然而其被动方最后重发的那个fin(或者fin之前发送的任何tcp分段)还在网络上，然而连接2重用了连接1的所有的5元素(源ip，目的ip，tcp，源端口，目的端口)，刚刚将建立好连接，连接1迟到的fin到达了，这个fin将以比较低但是确实可能的概率终止掉连接2.
为何说是概率比较低呢？这涉及到一个匹配问题，迟到的fin分段的序列号必须落在连接2的一方的期望序列号范围之内。虽然这种巧合很少发生，但确实会发生，毕竟初始序列号是随机产生了。因此终止连接的主动方必须在接受了被动方且回复了ack之后等待2*msl时间才能进入close状态，之所以乘以2是因为这是保守的算法，最坏情况下，针对被动方的ack在以最长路线(经历一个msl)经过互联网马上到达被动方时丢失。
为了应对这个问题，rfc793对初始序列号的生成有个建议，那就是设定一个基准，在这个基准之上搞随机，这个基准就是时间，我们知道时间是单调递增的。然而这仍然有问题，那就是回绕问题，如果发生回绕，那么新的序列号将会落到一个很低的值。因此最好的办法就是避开“重叠”，其含义就是基准之上的随机要设定一个范围。
要知道，很多人很不喜欢看到服务器上出现大量的time_wait状态的连接，因此他们将time_wait的值设置的很低，这虽然在大多数情况下可行，然而确实也是一种冒险行为。最好的方式就是，不要重用一个连接。
疑难杂症3：重用一个连接和重用一个套接字。
这是根本不同的，单独重用一个套接字一般不会有任何问题，因为tcp是基于连接的。比如在服务器端出现了一个time_wait连接，那么该连接标识了一个五元素，只要客户端不使用相同的源端口，连接服务器是没有问题的，因为迟到的fin永远不会到达这个连接。记住，一个五元素标识了一个连接，而不是一个套接字(当然，对于bsd套接字而言，服务端的accept套接字确实标识了一个连接)。
3.2.2.传输可靠性。
基本上传输可靠性是靠确认号实现的，也就是说，每发送一个分段，接下来接收端必然要发送一个确认，发送端收到确认后才可以发送下一个字节。这个原则最简单不过了，教科书上的“停止-等待”协议就是这个原则的字节版本，只是tcp使用了滑动窗口机制使得每次不一定发送一个字节，但是这是后话，本节仅仅谈一下确认的超时机制。
怎么知道数据到达对端呢？那就是对端发送一个确认，但是如果一直收不到对端的确认，发送端等多久呢？如果一直等下去，那么将无法发现数据的丢失，协议将不可用，如果等待时间过短，可能确认还在路上，因此等待时间是个问题，另外如何去管理这个超时时间也是一个问题。
疑难杂症4：超时时间的计算。
绝对不能随意去揣测超时的时间，而应该给出一个精确的算法去计算。毫无疑问，一个tcp分段的回复到达的时间就是一个数据报往返的时间，因此标准定义了一个新的名词rtt，代表一个tcp分段的往返时间。然而我们知道，ip网络是尽力而为的，并且路由是动态的，且路由器会毫无先兆的缓存或者丢弃任何的数据报，因此这个rtt是需要动态测量的，也就是说起码每隔一段时间就要测量一次，如果每次都一样，万事大吉，然而世界并非如你所愿，因此我们需要找到的恰恰的一个“平均值”，而不是一个准确值。
这个平均值如果仅仅直接通过计算多次测量值取算术平均，那是不恰当的，因为对于数据传输延时，我们必须考虑的路径延迟的瞬间抖动，否则如果两次测量值分别为2和98，那么超时值将是50，这个值对于2而言，太大了，结果造成了数据的延迟过大(本该重传的等待了好久才重传)，然而对于98而言，太小了，结果造成了过度重传(路途遥远，本该很慢，结果大量重传已经正确确认但是迟到的tcp分段)。
因此，除了考虑每两次测量值的偏差之外，其变化率也应该考虑在内，如果变化率过大，则通过以变化率为自变量的函数为主计算rtt(如果陡然增大，则取值为比较大的正数，如果陡然减小，则取值为比较小的负数，然后和平均值加权求和)，反之如果变化率很小，则取测量平均值。这是不言而喻的，这个算法至今仍然工作的很好。
疑难杂症5：超时计时器的管理-每连接单一计时器。
很显然，对每一个tcp分段都生成一个计时器是最直接的方式，每个计时器在rtt时间后到期，如果没有收到确认，则重传。然而这只是理论上的合理，对于大多数操作系统而言，这将带来巨大的内存开销和调度开销，因此采取每一个tcp连接单一计时器的设计则成了一个默认的选择。可是单一的计时器怎么管理如此多的发出去的tcp分段呢？又该如何来设计单一的计时器呢。
设计单一计时器有两个原则：1.每一个报文在长期收不到确认都必须可以超时；2.这个长期收不到中长期不能和测量的rtt相隔太远。因此rfc2988定义一套很简单的原则：
a.发送tcp分段时，如果还没有重传定时器开启，那么开启它。
b.发送tcp分段时，如果已经有重传定时器开启，不再开启它。
c.收到一个非冗余ack时，如果有数据在传输中，重新开启重传定时器。
d.收到一个非冗余ack时，如果没有数据在传输中，则关闭重传定时器。
我们看看这4条规则是如何做到以上两点的，根据a和c(在c中，注意到ack是非冗余的)，任何tcp分段只要不被确认，超时定时器总会超时的。然而为何需要c呢？只有规则a存在的话，也可以做到原则1。实际上确实是这样的，但是为了不会出现过早重传，才添加了规则c，如果没有规则c，那么万一在重传定时器到期前，发送了一些数据，这样在定时器到期后，除了很早发送的数据能收到ack外，其它稍晚些发送的数据的ack都将不会到来，因此这些数据都将被重传。有了规则c之后，只要有分段ack到来，则重置重传定时器，这很合理，因此大多数正常情况下，从数据的发出到ack的到来这段时间以及计算得到的rtt以及重传定时器超时的时间这三者相差并不大，一个ack到来后重置定时器可以保护后发的数据不被过早重传。
这里面还有一些细节需要说明。一个ack到来了，说明后续的ack很可能会依次到来，也就是说丢失的可能性并不大，另外，即使真的有后发的tcp分段丢失现象发生，也会在最多2倍定时器超时时间的范围内被重传(假设该报文是第一个报文发出启动定时器之后马上发出的，丢失了，第一个报文的ack到来后又重启了定时器，又经过了一个超时时间才会被重传)。虽然这里还没有涉及拥塞控制，但是可见网络拥塞会引起丢包，丢包会引起重传，过度重传反过来加重网络拥塞，设置规则c的结果可以缓解过多的重传，毕竟将启动定时器之后发送的数据的重传超时时间拉长了最多一倍左右。最多一倍左右的超时偏差做到了原则2，即“这个长期收不到中长期不能和测量的rtt相隔太远”。
还有一点，如果是一个发送序列的最后一个分段丢失了，后面就不会收到冗余ack，这样就只能等到超时了，并且超时时间几乎是肯定会比定时器超时时间更长。如果这个分段是在发送序列的靠后的时间发送的且和前面的发送时间相隔时间较远，则其超时时间不会很大，反之就会比较大。
疑难杂症6：何时测量rtt。
目前很多tcp实现了时间戳，这样就方便多了，发送端再也不需要保存发送分段的时间了，只需要将其放入协议头的时间戳字段，然后接收端将其回显在ack即可，然后发送端收到ack后，取出时间戳，和当前时间做算术差，即可完成一次rtt的测量。
3.2.3.数据顺序性。
基本上传输可靠性是靠序列号实现的。
疑难杂症7：确认号和超时重传。
确认号是一个很诡异的东西，因为tcp的发送端对于发送出去的一个数据序列，它只要收到一个确认号就认为确认号前面的数据都被收到了，即使前面的某个确认号丢失了，也就是说，发送端只认最后一个确认号。这是合理的，因为确认号是接收端发出的，接收端只确认按序到达的最后一个tcp分段。
另外，发送端重发了一个tcp报文并且接收到该tcp分段的确认号，并不能说明这个重发的报文被接收了，也可能是数据早就被接收了，只是由于其ack丢失或者其ack延迟到达导致了超时。值得说明的是，接收端会丢弃任何重复的数据，即使丢弃了重复的数据，其ack还是会照发不误的。
标准的早期tcp实现为，只要一个tcp分段丢失，即使后面的tcp分段都被完整收到，发送端还是会重传从丢失分段开始的所有报文，这就会导致一个问题，那就是重传风暴，一个分段丢失，引起大量的重传。这种风暴实则不必要的，因为大多数的tcp实现中，接收端已经缓存了乱序的分段，这些被重传的丢失分段之后的分段到达接收端之后，很大的可能性是被丢弃。关于这一点在拥塞控制被引入之后还会提及(问题先述为快：本来报文丢失导致超时就说明网络很可能已然拥塞，重传风暴只能加重其拥塞程度)。
疑难杂症8：乱序数据缓存以及选择确认。
tcp是保证数据顺序的，但是并不意味着它总是会丢弃乱序的tcp分段，具体会不会丢弃是和具体实现相关的，rfc建议如果内存允许，还是要缓存这些乱序到来的分段，然后实现一种机制等到可以拼接成一个按序序列的时候将缓存的分段拼接，这就类似于ip协议中的分片一样，但是由于ip数据报是不确认的，因此ip协议的实现必须缓存收到的任何分片而不能将其丢弃，因为丢弃了一个ip分片，它就再也不会到来了。
现在，tcp实现了一种称为选择确认的方式，接收端会显式告诉发送端需要重传哪些分段而不需要重传哪些分段。这无疑避免了重传风暴。
疑难杂症9：tcp序列号的回绕的问题。
tcp的序列号回绕会引起很多的问题，比如序列号为s的分段发出之后，m秒后，序列号比s小的序列号为j的分段发出，只不过此时的j比上一个s多了一圈，这就是回绕问题，那么如果这后一个分段到达接收端，这就会引发彻底乱序-本来j该在s后面，结果反而到达前面了，这种乱序是tcp协议检查不出来的。我们仔细想一下，这种情况确实会发生，数据分段并不是一个字节一个字节发送出去的，如果存在一个速率为1gbps的网络，tcp发送端1秒会发送125mb的数据，32位的序列号空间能传输2的32次方个字节，也就是说32秒左右就会发生回绕，我们知道这个值远小于msl值，因此会发生的。
有个细节可能会引起误会，那就是tcp的窗口大小空间是序列号空间的一半，这样恰好在满载情况下，数据能填满发送窗口和接收窗口，序列号空间正好够用。然而事实上，tcp的初始序列号并不是从0开始的，而是随机产生的(当然要辅助一些更精妙的算法)，因此如果初始序列号比较接近2的32次方，那么很快就会回绕。
当然，如今可以用时间戳选项来辅助作为序列号的一个识别的部分，接收端遇到回绕的情况，需要比较时间戳，我们知道，时间戳是单调递增的，虽然也会回绕，然而回绕时间却要长很多。这只是一种策略，在此不详谈。还有一个很现实的问题，理论上序列号会回绕，但是实际上，有多少tcp的端点主机直接架设在1g的网络线缆两端并且接收方和发送方的窗口还能恰好被同时填满。另外，就算发生了回绕，也不是一件特别的事情，回绕在计算机里面太常见了，只需要能识别出来即可解决，对于tcp的序列号而言，在高速网络(点对点网络或者以太网)的两端，数据发生乱序的可能性很小，因此当收到一个序列号突然变为0或者终止序列号小于起始序列号的情况后，很容易辨别出来，只需要和前一个确认的分段比较即可，如果在一个经过路由器的网络两端，会引发ip数据报的顺序重排，对于tcp而言，虽然还会发生回绕，也会慢得多，且考虑到拥塞窗口(目前还没有引入)一般不会太大，窗口也很难被填满到65536。
3.2.4.端到端的流量控制。
疑难杂症10：流量控制的真实意义。
很多人以为流量控制会很有效的协调两端的流量匹配，确实是这样，但是如果你考虑到网络的利用率问题，tcp的流量控制机制就不那么完美了，造成这种局面的原因在于，滑动窗口只是限制了最大发送的数据，却没有限制最小发送的数据，结果导致一些很小的数据被封装成tcp分段，报文协议头所占的比例过于大，造成网络利用率下降，这就引出了接下来的内容，那就是端到端意义的tcp协议效率。
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承上启下。
终于到了阐述问题的时候了，以上的tcp协议实现的非常简单，这也是tcp的标准实现，然而很快我们就会发现各种各样的问题。这些问题导致了标准化协会对tcp协议进行了大量的修补，这些修补杂糅在一起让人们有些云里雾里，不知所措。本文档就旨在分离这些杂乱的情况，实际上，根据rfc，这些杂乱的情况都是可以找到其单独的发展轨迹的。
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4.端到端意义上的tcp协议效率。
4.1.三个问题以及解决。
问题1描述：接收端处理慢，导致接收窗口被填满。
这明显是速率不匹配引发的问题，然而即使速率不匹配，只要滑动窗口能协调好它们的速率就好，要快都快，要慢都慢，事实上滑动窗口在这一点上做的很好。但是如果我们不得不从效率上来考虑问题的话，事实就不那么乐观了。考虑此时接收窗口已然被填满，慢速的应用程序慢腾腾的读取了一个字节，空出一个位置，然后通告给tcp的发送端，发送端得知空出一个位置，马上发出一个字节，又将接收端填满，然后接收应用程序又一次慢腾腾...这就是糊涂窗口综合症，一个大多数人都很熟悉的词。这个问题极大的浪费了网络带宽，降低了网络利用率。好比从大同拉100吨煤到北京需要一辆车，拉1kg煤到北京也需要一辆车(超级夸张的一个例子，请不要相信)，但是一辆车开到北京的开销是一定的...
问题1解决：窗口通告。
对于问题1，很显然问题出在接收端，我们没有办法限制发送端不发送小分段，但是却可以限制接收端通告小窗口，这是合理的，这并不影响应用程序，此时经典的延迟/吞吐量反比律将不再适用，因为接收窗口是满的，其空出一半空间表示还有一半空间有数据没有被应用读取，和其空出一个字节的空间的效果是一样的，因此可以限制接收端当窗口为0时，直接通告给发送端以阻止其继续发送数据，只有当其接收窗口再次达到mss的一半大小的时候才通告一个不为0的窗口，此前对于所有的发送端的窗口probe分段(用于探测接收端窗口大小的probe分段，由tcp标准规定)，全部通告窗口为0，这样发送端在收到窗口不为0的通告，那么肯定是一个比较大的窗口，因此发送端可以一次性发出一个很大的tcp分段，包含大量数据，也即拉了好几十吨的煤到北京，而不是只拉了几公斤。
即，限制窗口通告时机，解决糊涂窗口综合症。
问题2描述：发送端持续发送小包，导致窗口闲置。
这明显是发送端引起的问题，此时接收端的窗口开得很大，然而发送端却不积累数据，还是一味的发送小块数据分段。只要发送了任和的分段，接收端都要无条件接收并且确认，这完全符合tcp规范，因此必然要限制发送端不发送这样的小分段。
问题2解决：nagle算法。
nagel算法很简单，标准的nagle算法为：
if数据的大小和窗口的大小都超过了mss。
then发送数据分段。
else。
if还有发出的tcp分段的确认没有到来。
then积累数据到发送队列的末尾的tcp分段。
else。
发送数据分段。
endif。
endif。
可是后来，这个算法变了，变得更加灵活了，其中的：
if还有发出的tcp分段的确认没有到来。
变成了。
if还有发出的不足mss大小的tcp分段的确认没有到来。
这个算法体现了一种自适应的策略，越是确认的快，越是发送的快，虽然nagle算法看起来在积累数据增加吞吐量的同时也加大的时延，可事实上，如果对于类似交互式的应用，时延并不会增加，因为这类应用回复数据也是很快的，比如telnet之类的服务必然需要回显字符，因此能和对端进行自适应协调。
注意，nagle算法是默认开启的，但是却可以关闭。如果在开启的情况下，那么它就严格按照上述的算法来执行。
问题3.确认号(ack)本身就是不含数据的分段，因此大量的确认号消耗了大量的带宽。
这是tcp为了确保可靠性传输的规范，然而大多数情况下，ack还是可以和数据一起捎带传输的。如果没有捎带传输，那么就只能单独回来一个ack，如果这样的分段太多，网络的利用率就会下降。从大同用火车拉到北京100吨煤，为了确认煤已收到，北京需要派一辆同样的火车空载开到大同去复命，因为没有别的交通工具，只有火车。如果这位复命者刚开着一列火车走，又从大同来了一车煤，这拉煤的哥们儿又要开一列空车去复命了。
问题3的解决：
rfc建议了一种延迟的ack，也就是说，ack在收到数据后并不马上回复，而是延迟一段可以接受的时间，延迟一段时间的目的是看能不能和接收方要发给发送方的数据一起回去，因为tcp协议头中总是包含确认号的，如果能的话，就将ack一起捎带回去，这样网络利用率就提高了。往大同复命的确认者不必开一辆空载火车回大同了，此时北京正好有一批货物要送往大同，这位复命者搭着这批货的火车返回大同。
如果等了一段可以接受的时间，还是没有数据要发往发送端，此时就需要单独发送一个ack了，然而即使如此，这个延迟的ack虽然没有等到可以被捎带的数据分段，也可能等到了后续到来的tcp分段，这样它们就可以取最大者一起返回了，要知道，tcp的确认号是收到的按序报文的最后一个字节的后一个字节。最后，rfc建议，延迟的ack最多等待两个分段的积累确认。
4.2.分析三个问题之间的关联。
三个问题导致的结果是相同的，但是要知道它们的原因本质上是不同的，问题1几乎总是出现在接收端窗口满的情况下，而问题2几乎总是发生在窗口闲置的情况下，问题3看起来是最无聊的，然而由于tcp的要求，必须要有确认号，而且一个确认号就需要一个tcp分段，这个分段不含数据，无疑是很小的。
三个问题都导致了网络利用率的降低。虽然两个问题导致了同样的结果，但是必须认识到它们是不同的问题，很自然的将这些问题的解决方案汇总在一起，形成一个全局的解决方案，这就是如今的操作系统中的解决方案。
4.3.问题的杂糅情况。
疑难杂症11：糊涂窗口解决方案和nagle算法。
糊涂窗口综合症患者希望发送端积累tcp分段，而nagle算法确实保证了一定的tcp分段在发送端的积累，另外在延迟ack的延迟的那一会时间，发送端会利用这段时间积累数据。然而这却是三个不同的问题。nagle算法可以缓解糊涂窗口综合症，却不是治本的良药。
疑难杂症12：nagle算法和延迟ack。
延迟ack会延长ack到达发送端的时间，由于标准nagle算法只允许一个未被确认的tcp分段，那无疑在接收端，这个延迟的ack是毫无希望等待后续数据到来最终进行积累确认的，如果没有数据可以捎带这个ack，那么这个ack只有在延迟确认定时器超时的时候才会发出，这样在等待这个ack的过程中，发送端又积累了一些数据，因此延迟ack实际上是在增加延迟的代价下加强了nagle算法。在延迟ack加nagle算法的情况下，接收端只有不断有数据要发回，才能同时既保证了发送端的分段积累，又保证了延迟不增加，同时还没有或者很少有空载的ack。
要知道，延迟ack和nagle是两个问题的解决方案。
疑难杂症13：到底何时可以发送数据。
到底何时才能发送数据呢？如果单从nagle算法上看，很简单，然而事实证明，情况还要更复杂些。如果发送端已经排列了3个tcp分段，分段1，分段2，分段3依次被排入，三个分段都是小分段(不符合nagle算法中立即发送的标准)，此时已经有一个分段被发出了，且其确认还没有到来，请问此时能发送分段1和2吗？如果按照nagle算法，是不能发送的，但实际上它们是可以发送的，因为这两个分段已经没有任何机会再积累新的数据了，新的数据肯定都积累在分段3上了。问题在于，分段还没有积累到一定大小时，怎么还可以产生新的分段？这是可能的，但这是另一个问题，在此不谈。
linux的tcp实现在这个问题上表现的更加灵活，它是这么判断能否发送的(在开启了nagle的情况下)：
数据分段没有超越窗口边界。
then。
if分段在中间(上述例子中的分段1和2)||。
分段是紧急模式||。
通过上述的nagle算法(改进后的nagle算法)。
then发送分段。
endif。
endif。
曾经我也改过nagle算法，确切的说不是修改nagle算法，而是修改了“到底何时能发送数据”的策略，以往都是发送端判断能否发送数据的，可是如果此时有延迟ack在等待被捎带，而待发送的数据又由于积累不够或者其它原因不能发送，因此两边都在等，这其实在某些情况下不是很好。我所做的改进中对待何时能发送数据又增加了一种情况，这就是“ack拉”的情况，一旦有延迟ack等待发送，判断一下有没有数据也在等待发送，如果有的话，看看数据是否大到了一定程度，在此，我选择的是mss的一半：
数据分段没有超越窗口边界。
then。
if分段在中间(上述例子中的分段1和2)||。
分段是紧急模式||。
通过上述的nagle算法(改进后的nagle算法)。
then发送分段。
endif。
elseif有延迟ack等待传输&&。
发送队列中有待发送的tcp分段&&。
发送队列的头分段大小大于mss的一半。
then发送队列头分段且捎带延迟ack。
endif。
另外，发送队列头分段的大小是可以在统计意义上动态计算的，也不一定非要是mss大小的一半。我们发现，这种算法对于交互式网路应用是自适应的，你打字越快，特定时间内积累的分段就越长，对端回复的越快(可以捎带ack)，本端发送的也就越快(以echo举例会更好理解)。
疑难杂症14：《tcp/ip详解(卷一)》中nagle算法的例子解读。
这个问题在网上搜了很多的答案，有的说rfc的建议，有的说别的。可是实际上这就是一个典型的“竞态问题”：
首先服务器发了两个分段：
数据段12：ack14。
数据段13：ack14，54:56。
然后客户端发了两个分段：
数据段14：ack54，14:17。
数据段15：ack56，17:18。
可以看到数据段14本来应该确认56的，但是确认的却是54。也就是说，数据段已经移出队列将要发送但还未发送的时候，数据段13才到来，软中断处理程序抢占了数据段14的发送进程，要知道此时只是把数据段14移出了队列，还没有更新任何的状态信息，比如“发出但未被确认的分段数量”，此时软中断处理程序顺利接收了分段13，然后更新窗口信息，并且检查看有没有数据要发送，由于分段14已经移出队列，下一个接受发送检查的就是分段15了，由于状态信息还没有更新，因此分段15顺利通过发送检测，发送完成。
可以看linux的源代码了解相关信息，tcp_write_xmit这个函数在两个地方会被调用，一个是tcp的发送进程中，另一个就是软中断的接收处理中，两者在调用中的竞态就会引起《详解》中的那种情况。注意，这种不加锁的发送方式是合理的，也是最高效的，因此tcp的处理语义会做出判断，丢弃一切不该接收或者重复接收的分段的。
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~。
承上启下。
又到了该承上启下，到此为止，我们叙述的tcp还都是简单的tcp，就算是简单的tcp，也存在上述的诸多问题，就更别提继续增加tcp的复杂性了。到此为止，我们的tcp都是端到端意义上的，然而实际上tcp要跑在ip网络之上的，而ip网络的问题是很多的，是一个很拥堵网络。不幸的是，tcp的有些关于确认和可靠性的机制还会加重ip网络的拥堵。
~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~。
网络之上的tcp。
5.1.端到端的tcp协议和ip协议之间的矛盾。
端到端的tcp只能看到两个节点，那就是自己和对方，它们是看不到任何中间的路径的。可是ip网络却是一跳一跳的，它们的矛盾之处在于tcp的端到端流量控制必然会导致网络拥堵。因为每条tcp连接的一端只知道它对端还有多少空间用于接收数据，它们并不管到达对端的路径上是否还有这么大的容量，事实上所有连接的这些空间加在一起将瞬间超过ip网络的容量，因此tcp也不可能按照滑动窗口流量控制机制很理想的运行。
势必需要一种拥塞控制机制，反应路径的拥塞情况。
疑难杂症15：拥塞控制的本质。
由于tcp是端到端协议，因此两端之间的控制范畴属于流量控制，ip网络的拥塞会导致tcp分段的丢失，由于tcp看不到中间的路由器，因此这种丢失只会发生中间路由器，当然两个端点的网卡或者ip层丢掉数据分段也是tcp看不到的。因此拥塞控制必然作用于ip链路。事实上我们可以得知，只有在以下情况下拥塞控制才会起作用：
b.只有一个tcp连接，然而它经过了一个路由器时。
其它情况下是不会拥塞的。因为一个tcp总是希望独享整条网络通路，而这对于多个连接而言是不可能的，必须保证tcp的公平性，这样这种拥塞控制机制才合理。本质上，拥塞的原因就是大家都想独享全部带宽资源，结果导致拥塞，这也是合理的，毕竟tcp看不到网络的状态，同时这也决定了tcp的拥塞控制必须采用试探性的方式，最终到达一个足以引起其“反应”的“刺激点”。
拥塞控制需要完成以下两个任务：1.公平性；2.拥塞之后退出拥塞状态。
疑难杂症16：影响拥塞的因素。
我们必须认识到拥塞控制是一个整体的机制，它不偏向于任何tcp连接，因此这个机制内在的就包含了公平性。那么影响拥塞的因素都有什么呢？具有讽刺意味的是，起初tcp并没有拥塞控制机制，正是tcp的超时重传风暴(一个分段丢失造成后续的已经发送的分段均被重传，而这些重传大多数是不必要的)加重了网络的拥塞。因此重传必然不能过频，必须把重传定时器的超时时间设置的稍微长一些，而这一点在单一重传定时器的设计中得到了加强。除此tcp自身的因素之外，其它所有的拥塞都可以靠拥塞控制机制来自动完成。
另外，不要把路由器想成一种线速转发设备，再好的路由器只要接入网络，总是会拉低网络的总带宽，因此即使只有一个tcp连接，由于tcp的发送方总是以发送链路的带宽发送分段，这些分段在经过路由器的时候排队和处理总是会有时延，因此最终肯定会丢包的。
最后，丢包的延后性也会加重拥塞。假设一个tcp连接经过了n个路由器，前n-1个路由器都能顺利转发tcp分段，但是最后一个路由器丢失了一个分段，这就导致了这些丢失的分段浪费了前面路由器的大量带宽。
5.2.拥塞控制的策略。
在介绍拥塞控制之前，首先介绍一下拥塞窗口，它实际上表示的也是“可以发送多少数据”，然而这个和接收端通告的接收窗口意义是不一样的，后者是流量控制用的窗口，而前者是拥塞控制用的窗口，体现了网络拥塞程度。
拥塞控制整体上分为两类，一类是试探性的拥塞探测，另一类则是拥塞避免(注意，不是常规意义上的拥塞避免)。
5.2.1.试探性的拥塞探测分为两类，之一是慢启动，之二是拥塞窗口加性扩大(也就是熟知的拥塞避免，然而这种方式是避免不了拥塞的)。
5.2.2.拥塞避免方式拥塞控制旨在还没有发生拥塞的时候就先提醒发送端，网络拥塞了，这样发送端就要么可以进入快速重传/快速恢复或者显式的减小拥塞窗口，这样就避免网络拥塞的一沓糊涂之后出现超时，从而进入慢启动阶段。
5.2.3.快速重传和快速恢复。所谓快速重传/快速恢复是针对慢启动的，我们知道慢启动要从1个mss开始增加拥塞窗口，而快速重传/快速恢复则是一旦收到3个冗余ack，不必进入慢启动，而是将拥塞窗口缩小为当前阀值的一半加上3，然后如果继续收到冗余ack，则将拥塞窗口加1个mss，直到收到一个新的数据ack，将窗口设置成正常的阀值，开始加性增加的阶段。
当进入快速重传时，为何要将拥塞窗口缩小为当前阀值的一半加上3呢？加上3是基于数据包守恒来说的，既然已经收到了3个冗余ack，说明有三个数据分段已经到达了接收端，既然三个分段已经离开了网络，那么就是说可以在发送3个分段了，只要再收到一个冗余ack，这也说明1个分段已经离开了网络，因此就将拥塞窗口加1个mss。直到收到新的ack，说明直到收到第三个冗余ack时期发送的tcp分段都已经到达对端了，此时进入正常阶段开始加性增加拥塞窗口。
疑难杂症17：超时重传和收到3个冗余ack后重传。
这两种重传的意义是不同的，超时重传一般是因为网络出现了严重拥塞(没有一个分段到达，如果有的话，肯定会有ack的，若是正常ack，则重置重传定时器，若是冗余ack，则可能是个别报文丢失或者被重排序，若连续3个冗余ack，则很有可能是个别分段丢失)，此时需要更加严厉的缩小拥塞窗口，因此此时进入慢启动阶段。而收到3个冗余ack后说明确实有中间的分段丢失，然而后面的分段确实到达了接收端，这因为这样才会发送冗余ack，这一般是路由器故障或者轻度拥塞或者其它不太严重的原因引起的，因此此时拥塞窗口缩小的幅度就不能太大，此时进入快速重传/快速恢复阶段。
疑难杂症18：为何收到3个冗余ack后才重传。
这是一种权衡的结构，收到两个或者一个冗余ack也可以重传，但是这样的话可能或造成不必要的重传，因为两个数据分段发生乱序的可能性不大，超过三个分段发生乱序的可能性才大，换句话说，如果仅仅收到一个乱序的分段，那很可能被中间路由器重排了，那么另一个分段很可能马上就到，然而如果连续收到了3个分段都没能弥补那个缺漏，那很可能是它丢失了，需要重传。因此3个冗余ack是一种权衡，在减少不必要重传和确实能检测出单个分段丢失之间所作的权衡。
注意，冗余ack是不能捎带的。
疑难杂症19：乘性减和加性增的深层含义。
为什么是乘性减而加性增呢？拥塞窗口的增加受惠的只是自己，而拥塞窗口减少受益的大家，可是自己却受到了伤害。哪一点更重要呢？我们知道tcp的拥塞控制中内置了公平性，恰恰就是这种乘性减实现了公平性。拥塞窗口的1个mss的改变影响一个tcp发送者，为了使得自己拥塞窗口的减少影响更多的tcp发送者-让更多的发送者受益，那么采取了乘性减的策略。
当然，bic算法提高了加性增的效率，不再一个一个mss的加，而是一次加比较多的mss，采取二分查找的方式逐步找到不丢包的点，然后加性增。
疑难杂症20：tcp连接的传输稳定状态是什么。
首先，先说一下发送端的发送窗口怎么确定，它取的是拥塞窗口和接收端通告窗口的最小值。然后，我们提出三种发送窗口的稳定状态：
互联网络上接收端拥有大窗口的经典锯齿状。
互联网络上接收端拥有小窗口的直线状态。
c.直连网络端点间的满载状态下的直线状态。
其中a是大多数的状态，因为一般而言，tcp连接都是建立在互联网上的，而且是大量的，比如web浏览，电子邮件，网络游戏，ftp下载等等。tcp发送端用慢启动或者拥塞避免方式不断增加其拥塞窗口，直到丢包的发生，然后进入慢启动或者拥塞避免阶段(要看是由于超时丢包还是由于冗余ack丢包)，此时发送窗口将下降到1或者下降一半，这种情况下，一般接收端的接收窗口是比较大的，毕竟ip网络并不是什么很快速的网络，一般的机器处理速度都很快。
但是如果接收端特别破，处理速度很慢，就会导致其通告一个很小的窗口，这样的话，即使拥塞窗口再大，发送端也还是以通告的接收窗口为发送窗口，这样就不会发生拥塞。最后，如果唯一的tcp连接运行在一个直连的两台主机上，那么它将独享网络带宽，这样该tcp的数据流在最好的情况下将填满网络管道(我们把网络管道定义为带宽和延时的乘积)，其实在这种情况下是不存在拥塞的，就像你一个人独自徘徊在飘雨黄昏的街头一样...
5.2.4.主动的拥塞避免。
前面我们描述的拥塞控制方式都是试探性的检测，然后拥塞窗口被动的进行乘性减，这样在接收端窗口很大的情况下(一般都是这样，网络拥堵，分段就不会轻易到达接收端，导致接收端的窗口大量空置)就可能出现锯齿形状的“时间-窗口”图，类似在一个拥堵的北京x环上开车，发送机发动，车开动，停止，等待，发动机发动，车开动...听声音也能听出来。
虽然tcp看不到下面的ip网络，然而它还是可以通过检测rtt的变化以及拥塞窗口的变化推算出ip网络的拥堵情况的。就比方说北京东四环一家快递公司要持续送快递到西四环，当发件人发现货到时间越来越慢的时候，他会意识到“下班高峰期快到了”...
可以通过持续观测rtt的方式来主动调整拥塞窗口的大小而不是一味的加性增。然而还有更猛的算法，那就是计算两个差值的乘积：
(当前拥塞窗口-上一次拥塞窗口)x(当前的rtt-上一次的rtt)。
如果结果是正数，则拥塞窗口减少1/8，若结果是负数或者0，则窗口增加一个mss。注意，这回不再是乘性减了，可以看出，减的幅度比乘性减幅度小，这是因为这种拥塞控制是主动的，而不是之前的那种被动的试探方式。在试探方式中，乘性减以一种惩罚的方式实现了公平性，而在这里的主动方式中，当意识到要拥塞的时候，tcp发送者主动的减少了拥塞窗口，为了对这种自首行为进行鼓励，采用了小幅减少拥塞窗口的方式。需要注意的是，在拥塞窗口减小的过程中，乘积的前一个差值是负数，如果后一个差值也是负数，那么结果就是继续缩减窗口，直到拥塞缓解或者窗口减少到了一定程度，使得后一个差值成了正数或者0，这种情况下，其实后一个差值只能变为0。
疑难杂症21：路由器和tcp的互动。
虽然有了5.2.4节介绍的主动的拥塞检测，那么路由器能不能做点什么帮助检测拥塞呢？这种对路由器的扩展是必要的，要知道，每天有无数的tcp要通过路由器，虽然路由器不管tcp协议的任何事(当然排除连接跟踪之类的，这里所说的是标准的ip路由器)，但是它却能以一种很简单的方式告诉tcp的两端ip网络发生了拥堵，这种方式就是当路由器检测到自己发生轻微拥堵的时候随机的丢包，随机丢包而不是连续丢包对于tcp而言是有重大意义的，随机丢包会使tcp发现丢弃了个别的分段而后续的分段仍然会到达接收端，这样tcp发送端就会接收到3个冗余ack，然后进入快速重传/快速恢复而不是慢启动。
这就是路由器能帮tcp做的事。
6.其它。
疑难杂症22：如何学习tcp。
很多人发帖问tcp相关的内容，接下来稀里哗啦的就是让看《tcp/ip详解》和《unix网络编程》里面的特定章节，我觉得这种回答很不负责任。因为我并不认为这两本书有多大的帮助，写得确实很不错，然而可以看出richardstevens是一个实用主义者，他喜欢用实例来解释一切，《详解》通篇都是用tcpdump的输出来讲述的，这种方式只是适合于已经对tcp很理解的人，然而大多数的人是看不明白的。
如果想从设计的角度来说，这两本书都很烂。我觉得应该先看点入门的，比如wiki之类的，然后看rfc文档,793，896，1122等)，这样你就明白tcp为何这么设计了，而这些你永远都不能在richardstevens的书中得到。最后，如果你想，那么就看一点richardstevens的书，最重要的还是写点代码或者敲点命令，然后抓包自己去分析。
疑难杂症23：linux，windows和网络编程。
6.1.总结。
tcp协议是一个端到端的协议，虽然话说它是一个带流量控制，拥塞控制的协议，然而正是因为这些所谓的控制才导致了tcp变得复杂。同时这些特性是互相杂糅的，流量控制带来了很多问题，解决这些问题的方案最终又带来了新的问题，这些问题在解决的时候都只考虑了端到端的意义，但实际上tcp需要尽力而为的ip提供的网络，因此拥塞成了最终的结症，拥塞控制算法的改进也成了一个单独的领域。
在学习tcp的过程中，切忌一锅粥一盘棋的方式，一定要分清楚每一个算法到底是解决什么问题的，每一个问题和其他问题到底有什么关联，这些问题的解决方案之间有什么关联，另外tcp的发展历史也最好了解一下，这些都搞明白了，tcp协议就彻底被你掌控了。接下来你就可以学习socketapi了，然后高效的tcp程序出自你手！
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信息传输的心得体会
信息传输在现代社会中占据着至关重要的地位，它贯穿于我们的日常生活、工作和学习中。作为一个普通人来说，信息传输对于我来说是一个必备技能。多年来，我不断探索和实践，逐渐形成了自己的心得体会。下面是我对信息传输的一些反思和感悟。
首先，信息传输的有效性是至关重要的。现代社会信息爆炸，人们接触到的信息源越来越多，要从这些众多的信息中筛选出对自己有用的信息变得尤为重要。在信息传输中，我意识到自己应该注重选择性接受和传递信息，而不是被动地接受和传递。只有把有限的精力和时间集中在重要的信息上，才能更好地实现信息的传输和利用。因此，我在信息传输中注重筛选出高质量、有价值的信息，并通过适合的方式传达给他人。
其次，信息传输的准确性是不可忽视的。在如今充斥着大量虚假信息和谣言的社交媒体时代，准确传递信息成为了一项重要的责任。我明白了不可随意传播未经核实的信息，即使它们看上去再合理，也要保持怀疑的态度，确保信息的真实性和可靠性。在传输信息的过程中，我时刻提醒自己要遵循事实、客观和公正的原则，不随意加入自己的主观判断和个人情绪。只有这样，才能确保信息传播的准确性，不误导他人，不给他人造成困扰和误解。
再次，信息传输的方式要因地制宜。在不同的场景和环境中，选择适合的信息传输方式是很重要的。例如，面对面交流适合于表达情感和沟通细节，而电子邮件适合于正式、详细的信息传递。我意识到，在不同的情况下灵活运用不同的信息传输方式是一种高效管理信息的方式。每种方式都有其独特的优势和劣势，适应不同的需求和要求能更好地实现信息传播的目的。因此，我在信息传输时会选择合适的方式，以便更有效地传达我的信息。
此外，信息传输还需要注重沟通技巧。沟通是信息传输的基石，而良好的沟通技巧则能使信息传输更为顺利。在过去的经验中，我明白了尊重对方、倾听和表达清晰的意思是良好沟通的关键要素。我时刻保持积极的沟通态度，对他人的观点保持开放，真诚地倾听。同时，我也在不断提升自己的表达能力，学习如何准确地用语言和非语言的方式传递信息。只有通过良好的沟通技巧，才能更好地与他人相互理解和合作，实现信息的有效传递。
最后，信息传输是一个互动的过程。在信息传输中，不仅仅是传输者的责任，也需要接受者的配合和参与。我在学习和实践中体会到，沟通和互动有助于建立良好的信息传输环境。我鼓励别人提出问题和意见，并尝试与他们进行深入的交流，以便更好地传递信息和达到共识。另外，在接受来自他人的信息时，我也会主动提出疑问并进行反馈，以帮助传输者更好地理解和解决问题。通过互动，信息传输的效果会更好，双方的理解和信任也能够进一步提升。
综上所述，信息传输是我们日常生活中不可或缺的一部分。通过多年的实践和体会，我深刻体会到信息传输的有效性、准确性、方式选择、沟通技巧和互动的重要性。希望这些心得体会能对其他人在信息传输中起到一定的启发和帮助，使得我们能更好地利用信息，实现个人、社会和全球的共同发展。
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为了加强对保密工作的领导，切实落实保密工作责任制，严格保守公司机密，保障部门各项工作顺利进行。特制定本协议：
第一条 保密范围
1、测绘成果;
2、地形图;
3、涉密数据。
第二条 保密信息
甲乙双方确认：“保密信息”中所指的“秘密”是指甲方及其关联公司未曾公开的商业秘密、技术信息和财务信息等，包括但不限于设计、程序、制作方法、管理诀窍、数据资料、测绘成果、地形图、涉密数据等内容。
第三条 乙方的义务
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在保密期限内，甲方支付乙方一定的保密费用，共计人民币_____元。
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2、如果乙方违反本保密协议，应向甲方支付_______万元人民币的违约金;
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第七条 其他
1、本协议经双方签字盖章后生效。
2、本协议一式_____份，甲乙双方各执_____份,具有同等法律效力。
_______年____月____日 _______年____月____日
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双方为共同促进政府采购与招投标工作的有效发展，经友好协商，达成如下协议：
一、乙方负责全面运营专业商务杂志《政府采购信息与供应商指南》以及招投标网站“____招标网”（）与国民经济行业信息网“____网”（），并实行政府采购和招标信息的免费发布原则。
二、甲方愿意作为乙方的信息合作单位，不定期将最新政府采购信息和标讯动态资讯传递给乙方（传递方式可为电子邮件、网间互用、传真、特快专递等）。甲方在阳光招标网上注册开辟独立展厅，甲方可在该展厅独立发布所供目录和标讯信息，更新资讯动态，并接受供应商会员的联系洽谈。
三、甲方可根据需要随时向乙方索要《指南》及中华资源网和阳光招标网供应商会员的详细信息。
四、乙方在阳光招标网网刊《政府采购信息与供应商指南》上按期发行甲方提供的重点信息。《政府采购信息与供应商指南》向广大供应商会员和合作机构赠阅发行，保证一定的发行面和发行数量。
本协议一式两份，甲、乙双方各执一份。
本协议传真有效。
甲方（签章）： 乙方：
年 月 日 年 月 日
TCP传输控制协议
首先我们有两种基本的加解密算法类型：对称加密，非对称加密（公私钥加密），现在介绍一下这两种加密算法的特点：
对称加密：密钥只有一个，加密解密为同一个密码，且加解密速度快，典型的对称加密算法有des、aes等，示意图如下：
图1对称加密。
非对称加密：密钥成对出现（且根据公钥无法推知私钥，根据私钥也无法推知公钥），加密解密使用不同密钥（公钥加密需要私钥解密，私钥加密需要公钥解密），相对对称加密速度较慢，典型的非对称加密算法有rsa、dsa等，示意图如下：
图2非对称加密。
根据上面的两种加密方法，现在我们就可以设计一种无法让他人在互联网上知道你的通讯信息的加密方法：
在服务器端存在一个公钥及私钥。
客户端从服务器取得这个公钥。
客户端产生一个随机的密钥。
客户端通过公钥对密钥加密（非对称加密）。
客户端发送到服务器端。
服务器端接受这个密钥并且以后的服务器端和客户端的数据全部通过这个密钥加密（对称加密）。
https通信过程的时序图如下：
图3https通信时序图。
正如上图所示，我们能保证下面几点：
客户端产生的密钥只有客户端和服务器端能得到。
加密的数据只有客户端和服务器端才能得到明文。
客户端到服务端的通信是安全的。
信息服务协议
甲方：银行青岛市分行地址：法人：
乙方：xxxx有限公司地址：
法人：
丙方：公司地址：法人：
为建立长期、良好的合作关系，实现资源共享、优势互补，促进共同发展和长远合作，全面建立和发展现代在线供应链金融平台与核心企业及金融资源的新型战略合作关系，甲、乙、丙三方本着“平等互利、相互支持、诚实信用”的原则，决定共建供应链金融体系，为中小企业客户提供线上线下高效低成本的融资服务，经充分协商，达成如下协议：
第一章总则。
第一条甲、乙、丙三方达成一致，为中小企业客户提供优势金融资源以降低融资成本，以加强整体供应链的竞争力。
第二条乙方负责使用各种信息技术手段从丙方获取必要的真实贸易数据，包含但不限制于合同、发票、仓储运输信息等。丙方有义务配合乙方在合理的数据使用场景内提供信息对接。
第三条乙方负责为甲方从丙方采集真实贸易数据，甲方以此为标准进行授信判定及业务准入，甲、乙、丙三方有义务在业务过程中协调配合。
第四条甲、乙两方应根据甲方的授信要求制定具体的信息采集需求并制定简单易行的操作流程，以保障业务的顺利开展。
第五条在每次甲方实际向丙方发放融资款前，丙方有责任向乙方支付信息服务费用，费率为实际放款额的%，且该动作是最终放款的必要条件之一。
乙方收款人：/3。
乙方收款账号：乙方开户行：
第二章供应链金融服务内容。
乙方搭建技术数据服务平台，通过在线方式和互联网技术手段建立和运维金融信息服务。该平台是甲方和丙方之间的信息技术平台，按照多方信息安全的相关要求对接相应系统，传递相关业务数据，承担但不限于设计符合多方利益要求，符合多方规定和监管措施的金融产品，并不断研发新的产品以满足客户需要，为丙方提供有竞争力的金融资源，降低融资成本，为甲方提供优质供应链客，降低获客及操作成本，采用it技术手段及时清分各方资产和收益。为达到上述目标，平台应该配备相应技术和金融人才提供相应资源以满足本产品的要求。同时，乙方可以收取相应费用，收益来源方为甲方。
第六条融资支持。
乙方将相关信息推送给甲方，甲方根据有关法律、法规、金融政策以及内部信贷审批制度的规定对丙方进行审查，并对审查合格的丙方提供融资支持。具体融资方式包括：流动资金贷款、银行承兑汇票、国内信用证、票据贴现等，具体授信手续按有关法律、法规和甲方有关规定办理。乙方有义务为丙方协调与甲方的融资业务，不断降低融资成本。
第三章三方资源共享和保密。
第七条甲、乙、丙三方一致同意逐步建立高效的信息共享平台，逐步实现双方业务信息系统的交互，实现商品的行业分析、价格跟踪、销售情况查询查复等项工作的电子化，提高业务操作的效率，降低业务风险。
第八条甲、乙、丙三方可根据业务需要定期进行业务交流和培训，对现有业务品种、业务操作模式进行改进，使双方业务合作模式更适合市场需求，并共同就市场宣传和商务公关活动等进行合作。
第九条甲、乙、丙三方对在本协议签订及履行过程中所获得的对方的商业信息负有保密义务。该义务不因本协议的解除或终止而无效。
第四章违约责任和争议解决。
不当，给对方造成损失的，违约方应承担赔偿责任。
第十一条本协议执行过程中若发生争议，甲、乙、丙三方应尽量通过友好协商方式解决。如不能协商一致的，三方同意提交协议签订地人民法院诉讼解决。
第五章附则。
第十二条本协议一式陆份，三方各持两份，经三方加盖公章后生效。未经三方书面同意，任何一方不得擅自更改、撤销或终止协议。
甲方盖章：乙方盖章：
法定代表人（签字）：法定代表人（签字）：（或授权代理人）（或授权代理人）。
年月日年月日。
丙方盖章：
法定代表人（签字）：（或授权代理人）。
信息安全协议
第一条为保障网络信息资源的安全，促进idc接入服务有序发展，制定本协议。
第二条本协议所称服务器，是乙方向甲方租赁使用或托管的服务器资源、自主网络空间等。
第三条此协议遵循文明守法、诚信自律、自觉维护国家利益和公共利益的原则。
第二章协议内容。
(四)乙方保证不传播侵害他人知识产权的信息;。
(五)乙方保证对跟贴内容进行有效监督和管理，及时删除违法和不良跟贴信息;。
(六)乙方保证不利网络资源传播计算机病毒等恶意程序，不危害他人计算机信息安全。
第四条依据《非经营性互联网备案管理办法》第二十三条规定，所有网站需先备案后接入，如备案信息不真实，将关闭网站并注销备案。乙方承诺并确认：提交的所有备案信息真实有效，当备案信息发生变化时请及时到备案系统中提交更新信息，如因未及时更新而导致备案信息不准确，甲方有权依法对接入网站进行关闭处理。
第五条甲方应保护乙方资料。未经乙方充许，不得向第三方提供乙方的相关资料，法律、法规另有规定的除外。
第三章附则。
第六条双方确认在签署本协议前已仔细审阅过本协议的内容，并完全了解本协议各条款的法律含义。
第七条本协议双方签字、盖章后即生效。
甲方：乙方：
日期：日期：