一篇文章带你搞懂运输层(控制篇)

A 收到新的确认号，发送窗口向前滑动
A 的发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认，必须停止发送。
发送方的应用进程把字节流写入 TCP 的发送缓存。
- 发送缓存用来暂时存放：发送应用程序传送给发送方 TCP 准备发送的数据；TCP 已发送出但尚未收到确认的数据。
接收方的应用进程从 TCP 的接收缓存中读取字节流。
- 接收缓存用来暂时存放：按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据；不按序到达的数据。

需要强调三点

第一，A 的发送窗口并不总是和 B 的接收窗口一样大（因为有一定的时间滞后）。
第二，TCP 标准没有规定对不按序到达的数据应如何处理。通常是先临时存放在接收窗口中，等到字节流中所缺少的字节收到后，再一起按序交付上层的应用进程。
第三，TCP 要求接收方必须有累积确认的功能，这样可以减小传输开销。

5.2 超时重传时间的选择

重传机制是 TCP 中最重要和最复杂的问题之一。TCP 每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。只要计时器设置的重传时间到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。重传时间的选择是 TCP 最复杂的问题之一。

如果把超时重传时间设置得太短，就会引起很多报文段的不必要的重传，使网络负荷增大。但若把超时重传时间设置得过长，则又使网络的空闲时间增大，降低了传输效率。TCP 采用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到相应的确认的时间。这两个时间之差就是报文段的往返时间 RTT。

加权平均往返时间

TCP 保留了 RTT 的一个加权平均往返时间 RTTS（这又称为平滑的往返时间）。第一次测量到 RTT 样本时，RTTS 值就取为所测量到的 RTT 样本值。以后每测量到一个新的 RTT 样本，就按下式重新计算一次 RTTS：

$新的RTT_s = (1-\alpha) * 旧RTT_s + \alpha (新的RTT样本)$

式中， $0 \leq alpha < 1$ 。若 $\alpha$ 很接近于零，表示 RTT 值更新较慢。若选择 $\alpha$ 接近于 1，则表示 RTT 值更新较快。RFC 2988 推荐的 $\alpha$ 值为 1/8，即 0.125。

超时重传时间 RTO

RTO (Retransmission Time-Out) 应略大于上面得出的加权平均往返时间 RTTS。RFC 2988 建议使用下式计算 RTO：
$RTO= RTT_S + 4 * RTT_D$
$RTT_D$ 是 RTT 的偏差的加权平均值。RFC 2988 建议这样计算 $RTT_D$ 。第一次测量时， $RTT_D$ 值取为测量到的 RTT 样本值的一半。在以后的测量中，则使用下式计算加权平均的 $RTT_D$ ：
$新的 RTTD = (1 - \beta ) * (旧的RTT_D) + \beta * |RTT_S - 新的 RTT 样本|$

$\beta$ 是个小于 1 的系数，其推荐值是 1/4，即 0.25。

Karn 算法

在计算平均往返时间 RTT 时，只要报文段重传了，就不采用其往返时间样本。
这样得出的加权平均平均往返时间 RTTS 和超时重传时间 RTO 就较准确。但是，这又引起新的问题。当报文段的时延突然增大了很多时，在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据 Karn 算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。

修正的 Karn 算法

报文段每重传一次，就把 RTO 增大一些：
$新的 RTO= \gamma * (旧的 RTO)$
系数 $\gamma$ 的典型值是 2 。当不再发生报文段的重传时，才根据报文段的往返时延更新平均往返时延 RTT 和超时重传时间 RTO 的数值。实践证明，这种策略较为合理。

接收方可以在合适的时候发送确认，也可以在自己有数据要发送时把确认信息顺便捎带上。但请注意两点：

第一，接收方不应过分推迟发送确认，否则会导致发送方不必要的重传，这反而浪费了网络的资源。。
第二，捎带确认实际上并不经常发生，因为大多数应用程序很少同时在两个方向上发送数据。

5.3 选择确认机制SACK

问题：若收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少一些序号的数据，那么能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据？

答案是可以的。选择确认 SACK(Selective ACK) 就是一种可行的处理方法。

接收方收到了和前面的字节流不连续的两个字节块。如果这些字节的序号都在接收窗口之内，那么接收方就先收下这些数据，但要把这些信息准确地告诉发送方，使发送方不要再重复发送这些已收到的数据。

RFC 2018 的规定.如果要使用选择确认，那么在建立 TCP 连接时，就要在 TCP 首部的选项中加上“允许 SACK”的选项，而双方必须都事先商定好。如果使用选择确认，那么原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。只是以后在 TCP 报文段的首部中都增加了 SACK 选项，以便报告收到的不连续的字节块的边界。由于首部选项的长度最多只有 40 字节，而指明一个边界就要用掉 4 字节，因此在选项中最多只能指明 4 个字节块的边界信息。

6、TCP的流量控制

6.1 利用滑动窗口实现流量控制

一般说来，我们总是希望数据传输得更快一些。但如果发送方把数据发送得过快，接收方就可能来不及接收，这就会造成数据的丢失。流量控制 (flow control) 就是让发送方的发送速率不要太快，使接收方来得及接收。利用滑动窗口机制可以很方便地在 TCP 连接上实现流量控制。

可能发生死锁

B 向 A 发送了零窗口的报文段后不久，B 的接收缓存又有了一些存储空间。于是 B 向 A 发送了 rwnd = 400 的报文段。但这个报文段在传送过程中丢失了。A 一直等待收到 B 发送的非零窗口的通知，而 B 也一直等待 A 发送的数据。如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。

为了解决这个问题，TCP 为每一个连接设有一个持续计时器 (persistence timer) 。只要 TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动该持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1 字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。若窗口仍然是零，则收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。若窗口不是零，则死锁的僵局就可以打破了。

6.2 TCP 的传输效率

可以用不同的机制来控制 TCP 报文段的发送时机:

第一种机制是 TCP 维持一个变量，它等于最大报文段长度 MSS。只要缓存中所存数据的字节数达到该变量时，就组装成一个 TCP 报文段发送出去。
第二种机制是由发送方的应用进程指明要求发送报文段，即 TCP 支持的推送 (push)操作。
第三种机制是发送方的一个计时器期限到了，这时就把当前已有的缓存数据装入报文段（但长度不能超过 MSS）发送出去。
如何控制 TCP 发送报文段的时机仍然是一个较为复杂的问题。

第一种：注重信道利用率
第二种：注重传输实效性
第三种：在二者间求平衡

发送方糊涂窗口综合症

在发送方的发送窗口为空时，TCP 每次从应用进程收到一个字节数据后就发送。
这样，发送一个字节需要形成 41 字节长的 IP 数据报。若接收方确认，并回送这一字节，就需传送总长度为 162 字节共 4 个报文段。效率很低。解决方法：使用 Nagle 算法。

Nagle算法

若发送应用进程把要发送的数据逐个字节地送到 TCP 的发送缓存，则发送方就把第一个字节先发送出去，把后面到达的数据字节都缓存起来。当发送方收到对第一个数据字符的确认后，再把发送缓存中的所有数据组装成一个报文段发送出去，同时继续对随后到达的数据进行缓存。只有在收到对前一个报文段的确认后才继续发送下一个报文段。当到达的数据已达到发送窗口大小的一半或已达到报文段的最大长度时，就立即发送一个报文段。

接收方糊涂窗口综合症

当接收方的接收缓冲区已满时，接收方会向发送方发送窗口大小为 0 的报文。
若此时应用进程以交互方式每次只读取一个字节，于是接收方又发送窗口大小为一个字节的更新报文，发送方应邀发送一个字节的数据（发送的 IP 数据报是 41 字节长），于是接收窗口又满了，如此循环往复。

解决方法：让接收方等待一段时间，使得要么接收缓存已有足够空间容纳一个最长的报文段，要么等到接收缓存已有一半空闲的空间。只要出现这两种情况之一，接收方就发出确认报文，并向发送方通知当前的窗口大小。

7、TCP的拥塞控制

7.1 拥塞控制的一般原理

在某段时间，若对网络中某资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种现象称为拥塞 (congestion)。若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要明显变坏，整个网络的吞吐量将随输入负荷的增大而下降。出现拥塞的原因：

$\sum 对资源需求 > 可用资源$

拥塞控制与流量控制的区别

拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中，使网络中的路由器或链路不致过载。
拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。
拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。
流量控制往往指点对点通信量的控制，是个端到端的问题（接收端控制发送端）。
流量控制所要做的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。
拥塞控制和流量控制之所以常常被弄混，是因为某些拥塞控制算法是向发送端发送控制报文，并告诉发送端，网络已出现麻烦，必须放慢发送速率。这点又和流量控制是很相似的。

开环控制和闭环控制

开环控制方法就是在设计网络时事先将有关发生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。

闭环控制方法是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：

监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。
将拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。
调整网络系统的运行以解决出现的问题。

监测网络拥塞的主要指标有：

由于缺少缓存空间而被丢弃分组的百分数；
平均队列长度；
超时重传分组数；
平均分组时延；
分组时延的标准差;
……
上述这些指标的上升都标志着拥塞的增长。

7.2 TCP 的拥塞控制方法

TCP 采用基于窗口的方法进行拥塞控制。该方法属于闭环控制方法。TCP发送方维持一个拥塞窗口 CWND (Congestion Window)拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。

发送端利用拥塞窗口根据网络的拥塞情况调整发送的数据量。所以，发送窗口大小不仅取决于接收方公告的接收窗口，还取决于网络的拥塞状况，所以真正的发送窗口值为：
$真正的发送窗口值 = Min(公告/接收窗口值，拥塞窗口值)$

控制拥塞窗口的原则

只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就可以再增大一些，以便把更多的分组发送出去，这样就可以提高网络的利用率。但只要网络出现拥塞或有可能出现拥塞，就必须把拥塞窗口减小一些，以减少注入到网络中的分组数，以便缓解网络出现的拥塞。

拥塞的判断
重传定时器超时.现在通信线路的传输质量一般都很好，因传输出差错而丢弃分组的概率是很小的（远小于 1 %）。只要出现了超时（迟到），就可以猜想网络可能出现了拥塞。收到三个相同（重复）的 ACK个别报文段会在网络中丢失，预示可能会出现拥塞（实际未发生拥塞），因此可以尽快采取控制措施，避免拥塞。

TCP拥塞控制算法四种（ RFC 5681）：

慢开始 (slow-start)
拥塞避免 (congestion avoidance)
快重传 (fast retransmit)
快恢复 (fast recovery)

7.2.1 慢开始

算法的思路：由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。初始拥塞窗口 cwnd 设置：

旧的规定：在刚刚开始发送报文段时，先把初始拥塞窗口cwnd 设置为 1 至 2 个发送方的最大报文段 SMSS (Sender Maximum Segment Size) 的数值。新的 RFC 5681 把初始拥塞窗口 cwnd 设置为不超过2至4个SMSS 的数值。
慢开始门限 ssthresh（状态变量）：防止拥塞窗口cwnd 增长过大引起网络拥塞。
拥塞窗口 cwnd 控制方法：在每收到一个对新的报文段的确认后，可以把拥塞窗口增加最多一个 SMSS 的数值。
$拥塞窗口cwnd每次的增加量 = min (N, SMSS)$

其中 N 是原先未被确认的、但现在被刚收到的确认报文段所确认的字节数。不难看出，当 N < SMSS 时，拥塞窗口每次的增加量要小于 SMSS。用这样的方法逐步增大发送方的拥塞窗口 cwnd，可以使分组注入到网络的速率更加合理。

使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次 (transmission round)，拥塞窗口 cwnd 就加倍。一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间 RTT。“传输轮次”更加强调：把拥塞窗口 cwnd 所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。

例如，拥塞窗口 cwnd = 4，这时的往返时间 RTT 就是发送方连续发送 4 个报文段，并收到这 4 个报文段的确认，总共经历的时间。

设置慢开始门限状态变量 ssthresh

慢开始门限 ssthresh 的用法如下：

当 cwnd < ssthresh 时，使用慢开始算法。
当 cwnd > ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞避免算法。
当 cwnd = ssthresh 时，既可使用慢开始算法，也可使用拥塞避免算法。

7.2.2 拥塞避免算法

思路：让拥塞窗口 cwnd 缓慢地增大，即每经过一个往返时间 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长。

因此在拥塞避免阶段就有“加法增大” (Additive Increase) 的特点。这表明在拥塞避免阶段，拥塞窗口 cwnd 按线性规律缓慢增长，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率缓慢得多。无论在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（重传定时器超时）：
$ssthresh = max(cwnd/2，2)$
$cwnd = 1$
执行慢开始算法.这样做的目的就是要迅速减少主机发送到网络中的分组数，使得发生拥塞的路由器有足够时间把队列中积压的分组处理完毕。

“拥塞避免”并非指完全能够避免了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。“拥塞避免”是说在拥塞避免阶段把拥塞窗口控制为按线性规律增长，使网络比较不容易出现拥塞。

7.2.3 快重传算法

采用快重传FR (Fast Retransmission) 算法可以让发送方尽早知道发生了个别报文段的丢失。快重传算法首先要求接收方不要等待自己发送数据时才进行捎带确认，而是要立即发送确认，即使收到了失序的报文段也要立即发出对已收到的报文段的重复确认。

发送方只要一连收到三个重复确认，就知道接收方确实没有收到报文段，因而应当立即进行重传（即“快重传”），这样就不会出现超时，发送方也不就会误认为出现了网络拥塞。使用快重传可以使整个网络的吞吐量提高约20%。

7.2.4 快恢复算法

当发送端收到连续三个重复的确认时，由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞，因此现在不执行慢开始算法，而是执行快恢复算法 FR (Fast Recovery) 算法：

慢开始门限 ssthresh = 当前拥塞窗口 cwnd / 2 ；
新拥塞窗口 cwnd = 慢开始门限 ssthresh ；
开始执行拥塞避免算法，使拥塞窗口缓慢地线性增大。

可以看出，拥塞避免算法并不能真正避免拥塞。在拥塞避免阶段，拥塞窗口是按照线性规律增大的。这常称为“加法增大” AI (Additive Increase)。当出现超时或3个重复的确认时，就要把门限值设置为当前拥塞窗口值的一半，并大大减小拥塞窗口的数值。这常称为“乘法减小”MD (Multiplicative Decrease)。二者合在一起就是所谓的 AIMD 算法。

案例

当 TCP 连接进行初始化时，将拥塞窗口初始值置为 1。图中的窗口单位不使用字节而使用报文段。慢开始门限的初始值设置为 16 个报文段，即ssthresh = 16。
发送端的发送窗口不能超过拥塞窗口 cwnd 和接收端窗口 rwnd 中的最小值。我们假定接收端窗口足够大，因此现在发送窗口的数值等于拥塞窗口的数值。
在执行慢开始算法时，拥塞窗口 cwnd=1，发送第一个报文段。
- 发送方每收到一个对新报文段的确认 ACK，就把拥塞窗口值加 1，然后开始下一轮的传输（请注意，横坐标是传输轮次，不是时间）。因此拥塞窗口 cwnd 随着传输轮次按指数规律增长。
当拥塞窗口 cwnd 增长到慢开始门限值s sthresh 时（图中的点1，此时拥塞窗口cwnd = 16），就改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长。
当拥塞窗口 cwnd = 24 时，网络出现了超时（图中的点2），发送方判断为网络拥塞。于是调整门限值 ssthresh = cwnd / 2 = 12，同时设置拥塞窗口 cwnd = 1，进入慢开始阶段。
按照慢开始算法，发送方每收到一个对新报文段的确认ACK，就把拥塞窗口值加1。
当拥塞窗口cwnd = ssthresh = 12时（图中的点3，这是新的ssthresh值），改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增大。
当拥塞窗口cwnd = 16时（图中的点4），出现了一个新的情况，就是发送方一连收到 3 个对同一个报文段的重复确认（图中记为3-ACK）。发送方改为执行快重传和快恢复算法。
因此，在图的点5，发送方知道现在只是丢失了个别的报文段。于是不启动慢开始，而是执行快恢复算法。这时，发送方调整门限值ssthresh = cwnd / 2 = 8，同时设置拥塞窗口cwnd = ssthresh = 8（见图中的点5），并开始执行拥塞避免算法。

8、TCP的运输连接管理

TCP 是面向连接的协议。运输连接有三个阶段：

连接建立
数据传送
连接释放
运输连接的管理就是使运输连接的建立和释放都能正常地进行。

要使每一方能够确知对方的存在。
要允许双方协商一些参数（如最大窗口值、是否使用窗口扩大选项和时间戳选项以及服务质量等）。
能够对运输实体资源（如缓存大小、连接表中的项目等）进行分配。

建立连接

TCP连接的建立采用客户服务器方式。

主动发起连接建立的应用进程叫做客户(client)，
被动等待连接建立的应用进程叫做服务器(server)。

TCP 建立连接的过程叫做握手。握手需要在客户和服务器之间交换三个 TCP 报文段。称之为三/四报文握手。采用三报文握手主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了，因而产生错误。

A 的 TCP 向 B 发出连接请求报文段，其首部中的同步位 SYN = 1，并选择序号 seq = x，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 x。
B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则发回确认。 B 在确认报文段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1，其确认号ack = x + 1，自己选择的序号 seq = y。（三次握手就是发送一次，四次握手就是发送两次）
A 收到此报文段后向 B 给出确认，其 ACK = 1，确认号 ack = y + 1。 A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。
B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也通知其上层应用进程：TCP 连接已经建立。

释放连接

数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。现在 A 的应用进程先向其 TCP 发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭 TCP连接。 A 把连接释放报文段首部的 FIN = 1，其序号seq = u，等待 B 的确认。
B 发出确认，确认号 ack = u+1，而这个报文段自己的序号 seq = v。TCP 服务器进程通知高层应用进程。从 A 到 B 这个方向的连接就释放了，TCP 连接处于半关闭状态。B 若发送数据，A 仍要接收。
若 B 已经没有要向 A 发送的数据，其应用进程就通知 TCP 释放连接。
A 收到连接释放报文段后，必须发出确认。在确认报文段中 ACK = 1，确认号 ack = w + 1，自己的序号 seq = u + 1。
TCP 连接必须经过时间 2MSL 后才真正释放掉。

A 必须等待 2MSL 的时间
第一，为了保证 A 发送的最后一个 ACK 报文段能够到达 B。
第二，防止 “已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A 在发送完最后一个 ACK 报文段后，再经过时间 2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段，都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。

TCP 的有限状态机

TCP 的有限状态机可以更清晰地看出 TCP 连接的各种状态之间的关系。TCP 有限状态机的图中每一个方框都是 TCP 可能具有的状态。每个方框中的大写英文字符串是 TCP 标准所使用的 TCP 连接状态名。状态之间的箭头表示可能发生的状态变迁。

箭头旁边的字，表明引起这种变迁的原因，或表明发生状态变迁后又出现什么动作。图中有三种不同的箭头。

蓝色粗实线箭头表示对客户进程的正常变迁。
红色粗虚线箭头表示对服务器进程的正常变迁。
红色细实线箭头表示异常变迁。

9、总结

运输层提供应用进程间的逻辑通信，也就是说，运输层之间的通信并不是真正在两个运输层之间直接传送数据。运输层向应用层屏蔽了下面网络的细节(如网络拓扑、所采用的路由选择协议等)，它使应用进程看见的就是好像在两个运输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。
网络层为主机之间提供逻辑通信，而运输层为应用进程之间提供端到端的逻辑通信。运输层有两个主要的协议: TCP和UDP。它们都有复用和分用，以及检错的功能。当运输层采用面向连接的TCP协议时，尽管下面的网络是不可靠的(只提供尽最大努力服务),但这种逻辑通信信道就相当于一条全双工通信的可靠信道。当运输层采用无连接的UDP协议时，这种逻辑通信信道仍然是一条不可靠信道。
运输层用一个16位端口号来标志一个端口。端口号只具有本地意义，它只是为了标志本计算机应用层中的各个进程在和运输层交互时的层间接口。在互联网的不同计算机中，相同的端口号是没有关联的。
两台计算机中的进程要互相通信，不仅要知道对方的IP地址(为了找到对方的计算机)，而且还要知道对方的端口号(为了找到对方计算机中的应用进程)。运输层的端口号分为服务器端使用的端口号(0 ~ 1023 指派给熟知端口，1024 ~ 49151是登记端口号)和客户端暂时使用的端口号(49152 ~ 65535)。
UDP的主要特点是: (1) 无连接; (2) 尽最大努力交付; (3) 面向报文; (4) 无拥塞.控制; (5) 支持一对一,一对多、多对一和多对多的交互通信; (6)首部开销小.(只有四个字段:源端口、目的端口、长度、检验和)。.
TCP的主要特点是: (1) 面向连接; (2) 每一条TCP连接只能是点对点的(一对一); (3) 提供可靠交付的服务; (4) 提供全双工通信; (5) 面向字节流。
TCP用主机的IP地址加上主机上的端口号作为TCP连接的端点。这样的端点就叫做套接字(socket) 或插口。套接字用( $IP 地址:端口号$ )来表示。停止等待协议能够在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。在收到确认后再发送下一个分组。分组需要进行编号。
超时重传是指只要超过了一段时间仍然没有收到确认，就重传前面发送过的分组(认为刚才发送的分组丢失了)。因此每发送完一个分组需要设置一个超时计时器，其重传时间应比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。这种自动重传方式常称为自动重传请求ARQ。
在停止等待协议中，若接收方收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认。
连续ARQ协议可提高信道利用率。发送方维持一一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。接收方一般采用累积确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。
TCP报文段首部的前20个字节是固定的，后面有4N字节是根据需要而增加的选项(N是整数)。在一个TCP连接中传送的字节流中的每- -个字节都按顺序编号。首部中的序号字段值则指的是本报文段所发送的数据的第-一个字节的序号。
TCP首部中的确认号是期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号。若确认号为N，则表明:到序号N-1为止的所有数据都已正确收到。
TCP首部中的窗口字段指出了现在允许对方发送的数据量。窗口值是经常在动态变化着的。
TCP使用滑动窗口机制。发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。发送窗口后沿的后面部分表示已发送且已收到了确认，而发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送。发送窗口后沿的变化情况有两种可能，即不动(没有收到新的确认)和前移(收到了新的确认)。发送窗口前沿通常是不断向前移动的。
流量控制就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。
在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种情况就叫做拥塞。拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。
流量控制是一个端到端的问题，是接收端抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机、所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。
为了进行拥塞控制，TCP的发送方要维持一个拥塞窗口cwnd的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化。发送方让自己的发送窗口取为拥塞窗口和接收方的接收窗口中较小的一一个。TCP的拥塞控制采用了四种算法，即慢开始、拥塞避免、快重传和快恢复。在网络层，也可以使路由器采用适当的分组丢弃策略(如主动队列管理AQM)，以减少网络拥塞的发生。运输连接有三个阶段，即:连接建立、数据传送和连接释放。主动发起TCP连接建立的应用进程叫做客户，而被动等待连接建立的应用进程叫做服务器。TCP的连接建立采用三报文握手机制。服务器要确认客户的连接请
求，然后客户要对服务器的确认进行确认。
TCP的连接释放采用四报文握手机制。任何-方都可以在数据传送结束后发出连接释放的通知，待对方确认后就进入半关闭状态。当另–方也没有数据再发送时，则发送连接释放通知，对方确认后就完全关闭了TCP连接。