一、簡介
引用《TCP/IP詳解-卷1》中的介紹，TCP與UDP使用相同的網絡層（IP層），TCP卻向應用層提供了與UDP完全不同的服務。TCP提供一種面向連接的、可靠的字節(jié)流服務。
所謂面向連接的，是指在彼此通信前要先建立連接。同時這種點對點的連接表明了TCP不支持多播和廣播。
所謂可靠的，是指TCP有一堆保證數據傳輸準確的機制。
所謂字節(jié)流，是指TCP接收端并不知道發(fā)送端每次向該連接寫入了多少數據，只關心通過限制能從連接中最大字節(jié)數。
二、協(xié)議格式
圖：TCP數據包結構
圖：TCP包首部結構
字段說明：
16位源端口號：指建立連接（或發(fā)送數據）的端口號
16位目的端口號：指連接另一端（或接受數據）的端口號
32位序號：發(fā)送的字節(jié)序號，如果是新建立的連接，則第一個包的seq為0，否則為上一個數據包的確認序號。同一個包中的序號和確認序號是不同的。
32位確認序號：等于接收到數據包的序號seq+數據包的長度len。同時告訴對端，下一個數據包的開頭字節(jié)序號。
4位首部長度：tcp包首部的長度。
URG：緊急指針有效。它使一端可以告訴另一端有些具有某種方式的“緊急數據”已經放置在普通的數據流中。另一端被通知這個緊急數據已被放置在普通數據流
中，由接收方決定如何處理。URG比特被置1，并且一個16bit的緊急指針被置為一個正的偏移量，該偏移量必須與TCP首部中的序號字段相加，以便得出緊急數據的最后一個字節(jié)的序號。注意：TCP的緊急方式不是帶外數據(out-of-band data)。緊急方式有什么作用呢？兩個最常見的例子是Telnet和Rlogin。當交互用戶鍵入中斷鍵時，另一個例子是FTP，當交互用戶放棄一個文件的傳輸時。如果在接收方處理第一個緊急指針之前，發(fā)送方多次進入緊急方式會發(fā)生什么情況呢？在數據流中的緊急指針會向前移動，而其在接收方的前一個位置將丟失。接收方只有一個緊急指針，每當對方有新的值到達時它將被覆蓋。這意味著如果發(fā)送方進入緊急方式時所寫的內容對接收方非常重要，那么這些字節(jié)數據必須被發(fā)送方用某種方式特別標記。我們將看到Telnet通過在數據流中加入一個值為255的字節(jié)作為前綴來標記它所有的命令。
ACK：確認序號有效
PSH：接收方應盡快將這個報文段交給應用層。發(fā)送方使用PUSH標志通知接收方將所收到的數據全部提交給接收進程。這里的數據包括與PUSH一起傳送的數據以及接收方TCP已經為接收進程收到的其他數據（還在TCP的緩沖區(qū)中）。
RST：重置連接
SYN：同步信號，用于發(fā)起一個連接
FIN：發(fā)端完成發(fā)送任務，關閉連接
16位窗口大小：TCP的流量控制由連接的每一端通過聲明的窗口大小來提供。窗口大小為字節(jié)數，起始于確認序號字段指明的值，這個值是接收端正期望接收的字節(jié)。窗口大小是一個16 bit字段，因而窗口大小最大為65535字節(jié)。
16位校驗和：檢驗和覆蓋了整個的TCP報文段：TCP首部和TCP數據。
16位緊急指針：只有當URG標志置1時緊急指針才有效。緊急指針是一個正的偏移量，和序號字段中的值相加表示緊急數據最后一個字節(jié)的序號。TCP的緊急方式是發(fā)送端向另一端發(fā)送緊急數據的一種方式。
選項：部分可選配置，主要有以下幾種：
每個選項的開始是1字節(jié)kind字段，說明選項的類型。kind字段為0和1的選項僅占1個字節(jié)。其他的選項在kind字節(jié)后還有l(wèi)en字節(jié)。它說明的長度是指總長度，包括kind字節(jié)和len字節(jié)。
三、TCP各種狀態(tài)
1. 狀態(tài)轉移
A 主動建立連接
圖：主動建立連接
B 被動建立連接
圖：被動建立連接
C 主動關閉連接
圖：主動關閉連接
D 被動關閉連接
圖：被動關閉連接
2. 建立連接
圖：TCP建立連接
3. 關閉連接
圖：TCP關閉連接
4. 半連接
TCP連接是個全雙工通道，所以可以同時支持發(fā)送和接收。可以認為將一個通道分成兩部分，就像高速公路一樣，一條大路中間分隔，兩邊的方向完全相反。
半連接是指連接的一端發(fā)送完本地數據后，將發(fā)送的那半個連接關閉，告訴對端不用再等待接收數據，而對端照樣可以發(fā)送數據，本端可以讀取數據。
再舉高速公路的例子，假如連接是北京到天津的高速公路，如果某一天，北京到天津方向的沒有車輛，則該方向高速公路可以封閉，北京這邊的入口將關閉，同時告知天津出口不會有車輛通行，天津出口也沒必要有人值班了。但是，有不少車輛要從天津開往北京方向，這樣天津的入口沒有關閉，北京的出口則需要有人收費抬桿。
5. 復位報文
無論何時一個報文段發(fā)往基準的連接（referenced connection）出現錯誤，TCP都會發(fā)出一個復位報文段（這里提到的“基準的連接”是指由目的I P地址和目的端口號以及源I P地址和源端口號指明的連接。）
產生復位的一種常見情況是當連接請求到達時，目的端口沒有進程正在聽。對于UDP，當一個數據報到達目的端口時，該端口沒在使用，它將產生一個ICMP端口不可達的信息。而TCP則使用復位。
發(fā)送一個復位報文段而不是FIN來中途釋放一個連接，這稱為異常釋放。異常終止一個連接對應用程序來說有兩個優(yōu)點：（1）丟棄任何待發(fā)數據并立即發(fā)送復位報文段；（2）RST的接收方會區(qū)分另一端執(zhí)行的是異常關閉還是正常關閉。應用程序使用的API必須提供產生異常關閉而不是正常關閉的手段。Socket API通過“linger on close”選項（SO_LINGER）提供了這種異常關閉的能力。我們加上-L選項并將停留時間設為0。這將導致連接關閉時進行復位而不是正常的FIN。
四、TCP數據傳輸
1. 正常傳輸
圖：正常的數據傳輸
2. 快發(fā)慢接
圖：快發(fā)到慢收的數據傳輸
上圖說明，在慢收設備接收數據時，由于沒有及時的將TCP緩沖區(qū)的數據讀到應用層而會返回給發(fā)送端一個通告窗口為0的ACK。
五、超時和重傳機制
1. 往返時間RTT及重傳超時間RTO（Retransmission TimeOut）
RTT估計器：R←aR+ ( 1-a )M
這里的a是一個推薦值為0.9的平滑因子。每次進行新測量的時候，這個被平滑的RTT將得到更新。每個新估計的90％來自前一個估計，而10 %則取自新的測量。
RTO公式：
E rr= M-A
A←A+ g E rr
D←D+ h( | E rr |-D)
RTO= A+ 4D
這里的A是被平滑的RTT（均值的估計器）而D則是被平滑的均值偏差。Err是剛得到的測量結果與當前的RTT估計器之差。A和D均被用于計算下一個重傳時間（RTO）。增量g起平均作用，取為1/8（0.125）。偏差的增益是h，取值為0.25。當RTT變化時，較大的偏差增益將使RTO快速上升。
一個TCP連接只有一個RTT計時器，如果一個請求發(fā)送時計時器已經開始計時，則該請求不進行RTT計算。
圖：RTT計時
上圖中，第4個數據包在發(fā)送時因為RTT計時器已經開始計時（第3個數據包）而沒有再次啟動計時器。
2. 擁塞避免算法
有兩種分組丟失的指示：發(fā)生超時和接收到重復的確認。
擁塞避免算法和慢啟動算法是兩個目的不同、獨立的算法。但是當擁塞發(fā)生時，我們希望降低分組進入網絡的傳輸速率，于是可以調用慢啟動來作到這一點。
擁塞避免算法和慢啟動算法需要對每個連接維持兩個變量：一個擁塞窗口cwnd和一個慢啟動門限ssthresh。算法如下：
1) 對一個給定的連接，初始化cwnd為1個報文段，ssthresh為65535個字節(jié)。
2) TCP輸出例程的輸出不能超過cwnd和接收方通告窗口的大小。擁塞避免是發(fā)送方使用的流量控制，而通告窗口則是接收方進行的流量控制。前者是發(fā)送方感受到的網絡擁塞的估計，而后者則與接收方在該連接上的可用緩存大小有關。
3) 當擁塞發(fā)生時（超時或收到重復確認），ssthresh被設置為當前窗口大小的一半（cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少為2個報文段）。此外，如果是超時引起了擁塞，則cwnd被設置為1個報文段（這就是慢啟動）。
4) 當新的數據被對方確認時，就增加cwnd，但增加的方法依賴于我們是否正在進行慢啟動或擁塞避免。如果cwnd小于或等于ssthresh，則正在進行慢啟動，否則正在進行擁塞避免。慢啟動一直持續(xù)到我們回到當擁塞發(fā)生時所處位置的半時候才停止（因為我們記錄了在步驟2中給我們制造麻煩的窗口大小的一半），然后轉為執(zhí)行擁塞避免。
慢啟動算法初始設置cwnd為1個報文段，此后每收到一個確認就加1。
擁塞避免算法要求每次收到一個確認時將cwnd增加1/cwnd。與慢啟動的指數增加比起來，這是一種加性增長(additive increase)。我們希望在一個往返時間內最多為cwnd增加1個報文段（不管在這個RTT中收到了多少個ACK），然而慢啟動將根據這個往返時間中所收到的確認的個數增加cwnd。
圖：慢啟動和擁塞避免的可視化描述
3. 快速重傳與快速恢復算法
在收到一個失序的報文之后，TCP需要立即產生一個ACK（一個重復的ACK）。這個ACK不應該被延遲。該重復的ACK是為了讓對方知道收到一個失序的報文段，并告訴對方自己希望收到的報文序號。
問題出現了，有兩種可能我們會收到重復的ACK：丟包和報文段失序。如果是報文段失序了，那么在發(fā)送一兩個重復的ACK之后，基本上都能接收到失序的幾個報文，然后在TCP緩沖區(qū)中重新排序，然后返回另一個ACK（希望收到的下一個報文的序號）；而如果有三個或三個以上的重復ACK，那么認為該ACK對應的數據已經丟失，需要立即進行重傳，無需等待超時定時器溢出。這就是快速重傳算法。
圖：TCP超時重傳
上圖可以看出，發(fā)送端在連續(xù)收到了3個重復的ACK報文后，并沒有進入慢啟動，而是執(zhí)行了擁塞避免算法，這就是快速回復算法。之所以沒有執(zhí)行慢啟動算法是因為，發(fā)送端收到了連續(xù)的重復的ACK報文段后，不僅判斷出這個報文已經丟失，還能判斷到接收端收到了后面的幾個報文段（只有這樣，接收端才連續(xù)的返回重復ACK報文），表明這時候的網絡仍然可以傳輸報文，沒有必要執(zhí)行慢啟動影響傳輸性能，所以，在接收到重傳報文段的ACK之前，又發(fā)出了三個報文段67、69和71。
這個算法通常按如下過程進行實現：
1) 當收到第3個重復的ACK時，將ssthresh設置為當前擁塞窗口cwnd的一半。重傳丟失的報文段。設置cwnd為ssthresh加上3倍的報文段大小。
2) 每次收到另一個重復的ACK時，cwnd增加1個報文段大小并發(fā)送1個分組（如果新的cwnd允許發(fā)送）。
3) 當下一個確認新數據的A C K到達時，設置cwnd為ssthresh（在第1步中設置的值）。這個ACK應該是在進行重傳后的一個往返時間內對步驟1中重傳的確認。另外，這個ACK也應該是對丟失的分組和收到的第1個重復的ACK之間的所有中間報文段的確認。這一步采用的是擁塞避免，因為當分組丟失時我們將當前的速率減半。
4. 擁塞算法例子
1） 初始SYN有一個超時重傳的例子
圖：SYN超時重傳-擁塞避免例子
當SYN的超時發(fā)生時，sstresh被置為其最小取值（512字節(jié)，表示2個報文段）。為進入慢啟動階段，cwnd被置為1個報文段（256字節(jié)）
當收到SYN和ACK時，沒有對這兩個變量做任何修改，因為新的數據還沒有被確認。
當ACK 257到達時，因為cwnd小于等于ssthresh，因此仍然處于慢啟動階段，于是將cwnd增加256字節(jié)。當收到ACK 513時，進行同樣的處理。
當ACK 769到達時，我們不再處于慢啟動狀態(tài)，而是進入了擁塞避免狀態(tài)。新的cwnd值按以下方法計算：
通過上面公式計算獲得當前cwnd的大小為885字節(jié)：
當下一個ACK 1025到達時，我們計算cwnd為991字節(jié)：
2） 報文段丟失重傳
圖：報文段丟失重傳-擁塞避免例子
當第3個重復的ACK到達時，ssthresh被置為cwnd的一半（四舍五入到報文段大小的下一個倍數），而cwnd被置為ssthresh加上所收到的重復的ACK數乘以報文段大小（也即1024加上3倍的256），然后發(fā)送重傳數據。
又有5個重復的ACK到達（報文段64~66, 68和70），每次cwnd增加1個報文段長度。最后一個新的ACK（報文段72段）到達時，cwnd被置為ssthresh（1024）并進入正常的擁塞避免過程。由于cwnd小于等于ssthresh（現在相等），因此報文段的大小增加到cwnd，取值為1280。
當下一個新的ACK到達（沒有在圖中表示出來）時，cwnd大于ssthresh，取值為1363：
在快速重傳和快速恢復階段，我們收到報文段66、68和70中的重復的ACK后才發(fā)送新的數據，而不是在接收到報文段64和65中重復的ACK之后就發(fā)送。這是cwnd的取值與未被確認的數據大小比較的結果。當報文段65到達時，cwnd為2048，但未被確認的數據有2304字節(jié)（9個報文段：46, 48, 50, 52, 54, 55, 57, 59和63），因此不能發(fā)送任何數據。當報文段65到達后，cwnd被置為2304，此時我們仍不能進行發(fā)送。但是當報文段66到達時，cwnd為2560，所以我們可以發(fā)送1個新的數據報文段。類似地，當報文段68到達時，cwnd等于2816，該數值大于未被確認的2560字節(jié)的數據大小，因此我們可以發(fā)送另1個新的數據報文段。報文段70到達時也進行了類似的處理。
5. 重新分組
當TCP超時并重傳時，它不一定要重傳同樣的報文段。相反，TCP允許進行重新分組而發(fā)送一個較大的報文段，這將有助于提高性能（當然，這個較大的報文段不能夠超過接收方聲明的MSS）。在協(xié)議中這是允許的，因為TCP是使用字節(jié)序號而不是報文段序號來進行識別它所要發(fā)送的數據和進行確認。
來源 http://www.cnblogs.com/geekma/archive/2012/10/23/2735944.html
