三、TCP/UDP
文章目录
- 1. 运输层
- 1.2 运输层协议
- 1.21 进程之间的通信
- 1.22 运输层的两个主要协议
- 1.23 运输层的端口
- 2. 用户数据报协议UDP
- 2.1 UDP概述
- 2.2 UDP的首部格式
- 3. 传输控制协议TCP
- 3.1 TCP最主要的特点
- 3.2 可靠传输的工作原理
- 3.21 停止等待协议（可靠性传输协议）
- 3.22 连续ARQ协议（可靠性传输协议）
- 3.3 TCP报文段的首部格式
- 3.4 TCP可靠传输的实现
- 3.4.1 以字节为单位的滑动窗口
- 3.4.2 超时重传时间的选择
- 3.4.3 选择确认SACK
- 3.5 TCP的流量控制
- 3.5.1 滑动窗口实现流量控制
- 3.6 TCP的拥塞控制
- 3.6.1 几种拥塞控制方法
- 3.7 TCP的连接与释放
- 3.7.1 TCP的连接建立
- 3.7.2 TCP的连接释放
1. 运输层
运输层是整个网络体系结构中的关键层次之一。一定要弄清以下一些重要概念：
(1) 运输层为相互通信的应用进程提供逻辑通信。
(2) 端口和套接字的意义。
(3) 无连接的UDP的特点。
(4) 面向连接的TCP的特点。
(5) 在不可靠的网络上实现可靠传输的工作原理，停止等待协议和ARQ协议。
(6) TCP的滑动窗口、流量控制、拥塞控制和连接管理。
1.2 运输层协议
1.21 进程之间的通信
运输层向它上面的应用层提供通信服务，它属于面向通信部分的最高层，同时也是用户功能中的最低层。当网络的边缘部分中的两个主机使用网络的核心部分的功能进行端到端的通信时，只有主机的协议栈才有运输层，而网络核心部分中的路由器在转发分组时都只用到下三层的功能。
从IP层来说，通信的两端是两个主机。IP数据报的首部明确地标志了这两个主机的IP地址。但“两个主机之间的通信”不准确。
真正进行通信的实体是在主机中的进程，是这个主机中的一个进程和另一个主机中的一个进程在交换数据（即通信）。因此严格地讲，两个主机进行通信就是两个主机中的应用进程互相通信。
IP协议虽然能把分组送到目的主机，但是这个分组还停留在主机的网络层而没有交付主机中的应用进程。从运输层的角度看，通信的真正端点并不是主机而是主机中的进程。也就是说，端到端的通信是应用进程之间的通信。在一个主机中经常有多个应用进程同时分别和另一个主机中的多个应用进程通信。
综合来说，IP协议不能交付到进程中，只能由运输层把数据交由应用层去通信。
运输层提供应用进程间的逻辑通信”。“逻辑通信”的意思是：从应用层来看，只要把应用层报文交给下面的运输层，运输层就可以把这报文传送到对方的运输层（那怕双方相距很远，例如几千公里），好像这种通信就是沿水平方向直接传送数据。但事实上这两个运输层之间并没有一条水平方向的物理连接。数据的传送是沿着图中的虚线方向（经过多个层次）传送的。“逻辑通信”的意思是“好像是这样通信，但事实上并非真的这样通信”。
运输层有一个很重要的功能——复用(multiplexing)和分用(demultiplexing)。这里的“复用”是指在发送方不同的应用进程都可以使用同一个运输层协议传送数据（当然需要加上适当的首部），而“分用”是指接收方的运输层在剥去报文的首部后能够把这些数据正确交付目的应用进程。
1.22 运输层的两个主要协议
TCP/IP运输层的两个主要协议都是因特网的正式标准，即：
(1) 用户数据报协议UDP
(2) 传输控制协议TCP
UDP在传送数据之前不需要先建立连接。远地主机的运输层在收到UDP报文后，不需要给出任何确认。虽然UDP不提供可靠交付，但在某些情况下UDP却是一种最有效的工作方式。
TCP则提供面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP不提供广播或多播服务。由于TCP要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销，如确认、流量控制、计时器以及连接管理等。这不仅使协议数据单元的首部增大很多，还要占用许多的处理机资源。
使用UDP和TCP协议的各种应用和应用层协议
可以说是使用场景
1.23 运输层的端口
日常生活中也有很多复用和分用的例子。假定一个机构的所有部门向外单位发出的公文都由收发室负责寄出，这相当于各部门都“复用”这个收发室。当收发室收到从外单位寄来的公文时，则要完成“分用”功能，即按照信封上写明的本机构的部门地址把公文正确进行交付。
运输层的复用和分用功能也是类似的。应用层所有的应用进程都可以通过运输层再传送到IP层（网络层），这就是复用。
运输层从IP层收到数据后必须交付指明的应用进程。这就是分用。显然，给应用层的每个应用进程赋予一个非常明确的标志是至关重要的。
运输层使用协议端口号(protocol port number)，或通常简称为端口(port)。这就是说，虽然通信的终点是应用进程，但我们只要把要传送的报文交到目的主机的某一个合适的目的端口，剩下的工作（即最后交付目的进程）就由TCP来完成。
2. 用户数据报协议UDP
2.1 UDP概述
UDP的主要特点是：
- (1) UDP是无连接的，即发送数据之前不需要建立连接（当然，发送数据结束时也没有连接可释放），因此减少了开销和发送数据之前的时延。
- (2) UDP使用尽最大努力交付，即不保证可靠交付，因此主机不需要维持复杂的连接状态表（这里面有许多参数）。
- (3) UDP是面向报文的。发送方的UDP对应用程序交下来的报文，在添加首部后就向下交付IP层。UDP对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。这就是说，应用层交给UDP多长的报文，UDP就照样发送，即一次发送一个报文，如图5-4所示。在接收方的UDP，对IP层交上来的UDP用户数据报，在去除首部后就原封不动地交付上层的应用进程。也就是说，UDP一次交付一个完整的报文。因此，应用程序必须选择合适大小的报文。若报文太长，UDP把它交给IP层后，IP层在传送时可能要进行分片，这会降低IP层的效率。反之，若报文太短，UDP把它交给IP层后，会使IP数据报的首部的相对长度太大，这也降低了IP层的效率。
- (4) UDP没有拥塞控制，因此网络出现的拥塞不会使源主机的发送速率降低。这对某些实时应用是很重要的。很多的实时应用（如IP电话、实时视频会议等）要求源主机以恒定的速率发送数据，并且允许在网络发生拥塞时丢失一些数据，但却不允许数据有太大的时延。UDP正好适合这种要求。
- (5) UDP支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
- (6) UDP的首部开销小，只有8个字节，比TCP的20个字节的首部要短。
2.2 UDP的首部格式
用户数据报UDP有两个字段组成：数据字段和首部字段。首部字段很简单，只有8个字节，由四个字段组成，每个字段的长度都是两个字节。
(1) 源端口 源端口号。在需要对方回信时选用。不需要时可用全0。
(2) 目的端口 目的端口号。这在终点交付报文时必须要使用到。
(3) 长度 UDP用户数据报的长度，其最小值是8（仅有首部）。
(4) 检验和 检测UDP用户数据报在传输中是否有错。有错就丢弃。
当运输层从IP层收到UDP数据报时，就根据首部中的目的端口，把UDP数据报通过相应的端口，上交最后的终点——应用进程。图5-6是UDP基于端口分用的示意图。
3. 传输控制协议TCP
3.1 TCP最主要的特点
- (1) TCP是面向连接的运输层协议。这就是说，应用程序在使用TCP协议之前，必须先建立TCP连接。在传送数据完毕后，必须释放已经建立的TCP连接。也就是说，应用进程之间的通信好像在“打电话”：通话前要先拨号建立连接，通话结束后要挂机释放连接。
- (2) 每一条TCP连接只能有两个端点(endpoint)，每一条TCP连接只能是点对点的（一对一）。这个问题后面还要进一步讨论。
- (3) TCP提供可靠交付的服务。通过TCP连接传送的数据，无差错、不丢失、不重复、并且按序到达。
- (4) TCP提供全双工通信。TCP允许通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据。TCP连接的两端都设有发送缓存和接收缓存，用来临时存放双向通信的数据。在发送时，应用程序在把数据传送给TCP的缓存后，就可以做自己的事，而TCP在合适的时候把数据发送出去。在接收时，TCP把收到的数据放入缓存，上层的应用进程在合适的时候读取缓存中的数据。
- (5) 面向字节流。TCP中的“流”(stream)指的是流入到进程或从进程流出的字节序列。“面向字节流”的含义是：虽然应用程序和TCP的交互是一次一个数据块（大小不等），但TCP把应用程序交下来的数据看成仅仅是一连串的无结构的字节流。TCP并不知道所传送的字节流的含义。TCP不保证接收方应用程序所收到的数据块和发送方应用程序所发出的数据块具有对应大小的关系（例如，发送方应用程序交给发送方的TCP共10个数据块，但接收方的TCP可能只用了4个数据块就把收到的字节流交付上层的应用程序）。但接收方应用程序收到的字节流必须和发送方应用程序发出的字节流完全一样。当然，接收方的应用程序必须有能力识别收到的字节流，把它还原成有意义的应用层数据。图5-8是上述概念的示意图。
3.2 可靠传输的工作原理
TCP发送的报文段是交给IP层传送的。但IP层只能提供尽最大努力服务，也就是说，TCP下面的网络所提供的是不可靠的传输。因此，TCP必须采用适当的措施才能使得两个运输层之间的通信变得可靠。
理想的传输条件有以下两个特点：
(1) 传输信道不产生差错。
(2) 不管发送方以多快的速度发送数据，接收方总是来得及处理收到的数据。
然而实际的网络都不具备以上两个理想条件。但我们可以使用一些可靠传输协议，当出现差错时让发送方重传出现差错的数据，同时在接收方来不及处理收到的数据时，及时告诉发送方适当降低发送数据的速度
3.21 停止等待协议（可靠性传输协议）
全双工通信的双方既是发送方也是接收方。下面为了讨论问题的方便，我们仅考虑A发送数据而B接收数据并发送确认。因此A叫做发送方，而B叫做接收方。因为这里是讨论可靠传输的原理，因此把传送的数据单元都称为分组，而并不考虑数据是在哪一个层次上传送的[插图]。“停止等待”就是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
1.无差错情况
- 停止等待协议可用图5-9来说明。图5-9(a)是最简单的无差错情况。A发送分组M1，发完就暂停发送，等待B的确认。B收到了M1就向A发送确认。A在收到了对M1的确认后，就再发送下一个分组M2。同样，在收到B对M2的确认后，再发送M3。
2.出现差错（采用超时重传的可靠协议）
- 图5-9(b)是分组在传输过程中出现差错的情况。B接收M1时检测出了差错，就丢弃M1，其他什么也不做（不通知A收到有差错的分组）[插图]。也可能是M1在传输过程中丢失了，这时B当然什么都不知道。在这两种情况下，B都不会发送任何信息。
- 可靠传输协议是这样设计的：A只要超过了一段时间仍然没有收到确认，就认为刚才发送的分组丢失了，因而重传前面发送过的分组。采用超时重传。要实现超时重传，就要在每发送完一个分组设置一个超时计时器。如果在超时计时器到期之前收到了对方的确认，就撤销已设置的超时计时器。其实在图5-9(a)中，A为每一个已发送的分组都设置了一个超时计时器。但A只要在超时计时器到期之前收到了相应的确认，就撤销该超时计时器。为简单起见，这些细节在图5-9(a)中都省略了。
超时重传需要注意三点：
- 第一，A在发送完一个分组后，必须暂时保留已发送的分组的副本（为发生超时重传时使用）。只有在收到相应的确认后才能清除暂时保留的分组副本。
- 第二，分组和确认分组都必须进行编号。这样才能明确是哪一个发送出去的分组收到了确认，而哪一个分组还没有收到确认。
- 第三，超时计时器设置的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。图5-9(b)中的一段虚线表示如果M1正确到达B同时A也正确收到确认的过程。
3.确认丢失和确认迟到
1） 确认丢失
图5-10(a)说明的是另一种情况。B所发送的对M1的确认丢失了。A在设定的超时重传时间内没有收到确认，但并无法知道是自己发送的分组出错、丢失，或者是B发送的确认丢失了。因此A在超时计时器到期后就要重传M1。现在应注意B的动作。假定B又收到了重传的分组M1。这时应采取两个行动。
第一，丢弃这个重复的分组M1，不向上层交付。
第二，向 A 发送确认。不能认为已经发送过确认就不再发送，因为A之所以重传M1就表示A没有收到对M1的确认。
2）确认迟到
图5-10(b)也是一种可能出现的情况。传输过程中没有出现差错，但B对分组M1的确认迟到了。A会收到重复的确认。对重复的确认的处理很简单：收下后就丢弃。B仍然会收到重复的M1，并且同样要丢弃重复的M1，并重传确认分组。
使用上述的确认丢失、迟到和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ (Automatic RepeatreQuest)。意思是重传的请求是自动进行的。接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。
3.22 连续ARQ协议（可靠性传输协议）
滑动窗口协议比较复杂，是TCP协议的精髓所在。这里先给出连续ARQ协议最基本的概念，但不涉及到许多细节问题。图5-13(a)表示发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的5个分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。在讨论滑动窗口时，我们应当注意到，图5-13中还有一个时间坐标（但以后往往省略这样的时间坐标）。按照习惯，“向前”是指“向着时间增大的方向”，而“向后”则是“向着时间减少的方向”。
分组发送是按照分组序号从小到大发送。
连续ARQ协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。图5-13(b)表示发送方收到了对第1个分组的确认，于是把发送窗口向前移动一个分组的位置。如果原来已经发送了前5个分组，那么现在就可以发送窗口内的第6个分组了。
接收方一般都是采用累积确认的方式。这就是说，接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这就表示：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。
累积确认有优点也有缺点。优点是：容易实现，即使确认丢失也不必重传。但缺点是不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。
例如，如果发送方发送了前5个分组，而中间的第3个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做Go-back-N（回退N），表示需要再退回来重传已发送过的N个分组。可见当通信线路质量不好时，连续ARQ协议会带来负面的影响。
3.3 TCP报文段的首部格式
TCP虽然是面向字节流的，但TCP传送的数据单元却是报文段。一个TCP报文段分为首部和数据两部分，而TCP的全部功能都体现在它首部中各字段的作用。因此，只有弄清TCP首部各字段的作用才能掌握TCP的工作原理。下面就讨论TCP报文段的首部格式。
TCP报文段首部的前20个字节是固定的（图5-14），后面有4n字节是根据需要而增加的选项(n是整数)。因此TCP首部的最小长度是20字节。
首部固定部分各字段的意义如下：
- (1) 源端口和目的端口 各占2个字节，分别写入源端口号和目的端口号。和前面图5-6所示的UDP的分用相似，TCP的分用功能也是通过端口实现的。
- (2) 序号 占4字节。序号范围是[0, 232 - 1]，共232（即4 294 967 296）个序号。序号增加到232 - 1后，下一个序号就又回到0。也就是说，序号使用mod 232运算。TCP是面向字节流的。在一个TCP连接中传送的字节流中的每一个字节都按顺序编号。整个要传送的字节流的起始序号必须在连接建立时设置。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。例如，一报文段的序号字段值是301，而携带的数据共有100字节。这就表明：本报文段的数据的第一个字节的序号是301，最后一个字节的序号是400。显然，下一个报文段（如果还有的话）的数据序号应当从401开始，即下一个报文段的序号字段值应为401。这个字段的名称也叫做“报文段序号”。
- (3) 确认号 占4字节，接收方期望收到发送方下一个报文段的第一个数据字节的序号。例如，B正确收到了A发送过来的一个报文段，其序号字段值是501，而数据长度是200字节（序号501～700），这表明B正确收到了A发送的到序号700为止的数据。因此，B期望收到A的下一个数据序号是701，于是B在发送给A的确认报文段中把确认号置为701。请注意，现在的确认号不是501，也不是700，而是701。
若确认号 = N，则表明：到序号N - 1为止的所有数据都已正确收到。 - (5) 数据偏移 占4位，它指出TCP报文段的数据起始处距离TCP报文段的起始处有多远。这个字段实际上是指出TCP报文段的首部长度。由于首部中还有长度不确定的选项字段，因此数据偏移字段是必要的。但应注意，“数据偏移”的单位是32位字（即以4字节长的字为计算单位）。由于4位二进制数能够表示的最大十进制数字是15，因此数据偏移的最大值是60字节，这也是TCP首部的最大长度（即选项长度不能超过40字节）。
- (6) 保留 占6位，保留为今后使用，但目前应置为0。
下面有6个控制位说明本报文段的性质，它们的意义见下面的(7)～(12)。
- (7) 紧急URG (URGent) 当URG = 1时，表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据，应尽快传送(相当于高优先级的数据)，而不要按原来的排队顺序来传送。例如，已经发送了很长的一个程序要在远地的主机上运行。但后来发现了一些问题，需要取消该程序的运行。因此用户从键盘发出中断命令（Control +C）。如果不使用紧急数据，那么这两个字符将存储在接收TCP的缓存末尾。只有在所有的数据被处理完毕后这两个字符才被交付接收方的应用进程。这样做就浪费了许多时间。
当URG置1时，发送应用进程就告诉发送方的TCP有紧急数据要传送。于是发送方TCP就把紧急数据插入到本报文段数据的最前面，而在紧急数据后面的数据仍是普通数据。这时要与首部中紧急指针(Urgent Pointer)字段配合使用。 - (8) 确认ACK (ACKnowlegment) 仅当ACK = 1时确认号字段才有效。当ACK = 0时，确认号无效。TCP规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把ACK置1。
- (9)推送 PSH (PuSH)当两个应用进程进行交互式的通信时，有时在一端的应用进程希望在键入一个命令后立即就能够收到对方的响应。在这种情况下，TCP就可以使用推送(push)操作。这时，发送方TCP把PSH置1，并立即创建一个报文段发送出去。接收方TCP收到PSH = 1的报文段，就尽快地（即“推送”向前）交付接收应用进程，而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。
- (10) 复位RST (ReSeT)当RST = 1时，表明TCP连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），必须释放连接，然后再重新建立运输连接。RST置1还用来拒绝一个非法的报文段或拒绝打开一个连接。RST也可称为重建位或重置位。
- (11) 同步SYN (SYNchronization) 在连接建立时用来同步序号。当SYN = 1而ACK= 0时，表明这是一个连接请求报文段。对方若同意建立连接，则应在响应的报文段中使SYN = 1和ACK = 1。因此，SYN置为1就表示这是一个连接请求或连接接受报文。关于连接的建立和释放，在本章的5.9节还要进行详细讨论。
- (12) 终止FIN (FINis，意思是“完”、“终”) 用来释放一个连接。当FIN = 1时，表明此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。
- (13) 窗口 占2字节。窗口值是[0, 216 - 1]之间的整数。窗口指的是发送本报文段的一方的接收窗口（而不是自己的发送窗口）。窗口值告诉对方：从本报文段首部中的确认号算起，接收方目前允许对方发送的数据量。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。
总之，窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。
例如，设确认号是701，窗口字段是1000。这就表明，从701号算起，发送此报文段的一方还有接收1000个字节数据（字节序号是701～1 700）的接收缓存空间。
总之，应当记住：
窗口字段明确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。 - (14) 检验和 占2字节。检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分。和UDP用户数据报一样，在计算检验和时，要在TCP报文段的前面加上12字节的伪首部。伪首部的格式与图5-5中UDP用户数据报的伪首部一样。但应把伪首部第4个字段中的17改为6 （TCP的协议号是6），把第5字段中的UDP长度改为TCP长度。接收方收到此报文段后，仍要加上这个伪首部来计算检验和。若使用IPv6，则相应的伪首部也要改变。
- (15) 紧急指针 占2字节。紧急指针仅在URG = 1时才有意义，它指出本报文段中的紧急数据的字节数（紧急数据结束后就是普通数据）。因此，紧急指针指出了紧急数据的末尾在报文段中的位置。当所有紧急数据都处理完时，TCP就告诉应用程序恢复到正常操作。值得注意的是，即使窗口为零时也可发送紧急数据。
- (16) 选项 长度可变，最长可达40字节。当没有使用“选项”时，TCP的首部长度是20字节。
TCP最初只规定了一种选项，即最大报文段长度 MSS (Maximum Segment Size)[RFC 879]。请注意MSS这个名词的含义。MSS是每一个TCP报文段中的数据字段的最大长度。数据字段加上TCP首部才等于整个的TCP报文段。所以MSS并不是整个TCP报文段的最大长度，而是“TCP报文段长度减去TCP首部长度”。
最大数据字段长度 MSS
MSS是每一个TCP报文段中的数据字段的最大长度。数据字段加上TCP首部才等于整个的TCP报文段。所以MSS并不是整个TCP报文段的最大长度，而是“TCP报文段长度减去TCP首部长度”
随着因特网的发展，又陆续增加了几个选项。如窗口扩大选项、时间戳选项等[RFC1323]。以后又增加了有关选择确认(SACK)选项[RFC 2018]。这些选项的位置都在图5-14所示的“选项”字段中。
(1)窗口扩大选项是为了扩大窗口。我们知道，TCP首部中窗口字段长度是16位，因此最大的窗口大小为64 K字节（见下一节）。虽然这对早期的网络是足够用的，但对于包含卫星信道的网络[插图]，传播时延和带宽都很大，要获得高吞吐率需要更大的窗口大小。
窗口扩大选项占3字节，其中有一个字节表示移位值 S。新的窗口值等于TCP首部中的窗口位数从16增大到(16 + S)。移位值允许使用的最大值是14，相当于窗口最大值增大到2(16 + 14) - 1 = 230 - 1。
窗口扩大选项可以在双方初始建立TCP连接时进行协商。如果连接的某一端实现了窗口扩大，当它不再需要扩大其窗口时，可发送S = 0的选项，使窗口大小回到16。
(2)时间戳选项占10字节，其中最主要的字段时间戳值字段（4字节）和时间戳回送回答字段（4字节）。时间戳选项有以下两个功能：
第一，用来计算往返时间RTT（见本章5.6.3节）。发送方在发送报文段时把当前时钟的时间值放入时间戳字段，接收方在确认该报文段时把时间戳字段值复制到时间戳回送回答字段。因此，发送方在收到确认报文后，可以准确地计算出RTT来。
第二，用于处理TCP序号超过2的32次方的情况，这又称为防止序号绕回 PAWS (ProtectAgainst Wrapped Sequence numbers)。我们知道，序号只有32位，而每增加232个序号就会重复使用原来用过的序号。当使用高速网络时，在一次TCP连接的数据传送中序号很可能会被重复使用。例如，若用1Gb/s的速率发送报文段，则不到35秒钟数据字节的序号就会重复。为了使接收方能够把新的报文段和迟到很久的报文段区分开，可以在报文段中加上这种时间戳。
3.4 TCP可靠传输的实现
3.4.1 以字节为单位的滑动窗口
TCP的滑动窗口是以字节为单位的。为了便于说明，我们故意把后面图5-15至图5-18中的字节编号都取得很小。现假定A收到了B 发来的确认报文段，其中窗口是20（字节），而确认号是31（这表明B期望收到的下一个序号是31，而序号30为止的数据已经收到了）。根据这两个数据，A就构造出自己的发送窗口，其位置如图5-15所示。
我们先讨论发送方A的发送窗口。发送窗口表示：在没有收到B的确认的情况下，A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是已经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。
发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。显然，窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多的数据，因而可能获得更高的传输效率。但接收方必须来得及处理这些收到的数据。
发送窗口后沿的后面部分表示已发送且已收到了确认。这些数据显然不需要再保留了。而发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送的，因为接收方都没有为这部分数据保留临时存放的缓存空间。
发送窗口的位置由窗口前沿和后沿的位置共同确定。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）。发送窗口后沿不可能向后移动，因为不能撤销掉已收到的确认。发送窗口前沿通常是不断向前移动，但也有可能不动。这对应于两种情况：一是没有收到新的确认，对方通知的窗口大小也不变；二是收到了新的确认但对方通知的窗口缩小了，使得发送窗口前沿正好不动。
发送窗口前沿也有可能向后收缩。这发生在对方通知的窗口缩小了。但TCP的标准强烈不赞成这样做。因为很可能发送方在收到这个通知以前已经发送了窗口中的许多数据，现在又要收缩窗口，不让发送这些数据，这样就会产生一些错误。
现在假定A发送了序号为31～41的数据。这时，发送窗口位置并未改变（图5-16），但发送窗口内靠后面有11个字节（灰色小方框表示）表示已发送但未收到确认。而发送窗口内靠前面的9个字节（42～50）是允许发送但尚未发送的。
从以上所述可以看出，要描述一个发送窗口的状态需要三个指针：P1，P2和P3（图5-16）。指针都指向字节的序号。这三个指针指向的几个部分的意义如下：
小于P1的是已发送并已收到确认的部分，而大于P3的是不允许发送的部分。
- P3 - P1 = A的发送窗口（又称为通知窗口）
- P2 - P1 = 已发送但尚未收到确认的字节数
- P3 - P2 = 允许发送但尚未发送的字节数（又称为可用窗口或有效窗口）
再看一下B的接收窗口。B的接收窗口大小是20。在接收窗口外面，到30号为止的数据是已经发送过确认，并且已经交付主机了。因此在B可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31～50）是允许接收的。在图5-16中，B收到了序号为32和33的数据。这些数据没有按序到达，因为序号为31的数据没有收到（也许丢失了，也许滞留在网络中的某处）。请注意，B只能对按序收到的数据中的最高序号给出确认，因此B发送的确认报文段中的确认号仍然是31（即期望收到的序号），而不能是32或33。
现在假定B收到了序号为31的数据，并把序号为31～33的数据交付主机，然后B删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号（图5-17），同时给A发送确认，其中窗口值仍为20，但确认号是34。这表明B已经收到了到序号33为止的数据。我们注意到，B还收到了序号为37, 38和40的数据，但这些都没有按序到达，只能先暂存在接收窗口中。A收到B的确认后，就可以把发送窗口向前滑动3个序号，但指针P2不动。可以看出，现在A的可用窗口增大了，可发送的序号范围是42～53。
A在继续发送完序号42～53的数据后，指针P2向前移动和P3重合。发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认（图5-18）。由于A的发送窗口已满，可用窗口已减小到零，因此必须停止发送。请注意，存在下面这种可能性，就是发送窗口内所有的数据都已正确到达B，B也早已发出了确认。但不幸的是，所有这些确认都滞留在网络中。在没有收到B的确认时，A不能猜测：“或许B收到了吧！”为了保证可靠传输，A只能认为B还没有收到这些数据。于是，A在经过一段时间后（由超时计时器控制）就重传这部分数据，重新设置超时计时器，直到收到B的确认为止。如果A收到确认号落在发送窗口内，那么A就可以使发送窗口继续向前滑动，并发送新的数据。
我们在前面的图5-8中曾给出了这样的概念：发送方的应用进程把字节流写入TCP的发送缓存，接收方的应用进程从TCP的接收缓存中读取字节流。下面我们就进一步讨论前面讲的窗口和缓存的关系。图5-19画出了发送方维持的发送缓存和发送窗口，以及接收方维持的接收缓存和接收窗口。这里首先要明确两点：
第一，缓存空间和序号空间都是有限的，并且都是循环使用的。最好是把它们画成圆环状的。但这里为了画图的方便，我们还是把它们画成长条状的，同时也不考虑循环使用缓存空间和序号空间的问题。
第二，由于实际上缓存或窗口中的字节数是非常之大的，因此无法在图中把一个个字节的位置标注清楚。这样，图中的一些指针也无法准确画成指向某一字节的位置。但这并不妨碍用这种表示来说明缓存和窗口的关系。
我们先看一下图5-19(a)所示的发送方的情况。
发送缓存用来暂时存放：
(1) 发送应用程序传送给发送方TCP准备发送的数据；
(2) TCP已发送出但尚未收到确认的数据。
发送窗口通常只是发送缓存的一部分。已被确认的数据应当从发送缓存中删除，因此发送缓存和发送窗口的后沿是重合的。发送应用程序最后写入发送缓存的字节减去最后被确认的字节，就是还保留在发送缓存中的被写入的字节数。发送应用程序必须控制写入缓存的速率，不能太快，否则发送缓存就会没有存放数据的空间。
再看一下图5-19(b)所示的接收方的情况。
接收缓存用来暂时存放：
(1) 按序到达的、但尚未被接收应用程序读取的数据；
(2) 未按序到达的数据。
如果收到的分组被检测出有差错，则要丢弃。如果接收应用程序来不及读取收到的数据，接收缓存最终就会被填满，使接收窗口减小到零。反之，如果接收应用程序能够及时从接收缓存中读取收到的数据，接收窗口就可以增大，但最大不能超过接收缓存的大小。图5-19(b)中还指出了下一个期望收到的字节号。这个字节号也就是接收方给发送方的报文段的首部中的确认号。
根据以上所讨论的，我们还要再强调以下三点。
第一，虽然A的发送窗口是根据B的接收窗口设置的，但在同一时刻，A的发送窗口并不总是和B的接收窗口一样大。这是因为通过网络传送窗口值需要经历一定的时间滞后（这个时间还是不确定的）。另外，正如本章5.7节将要讲到的，发送方A还可能根据网络当时的拥塞情况适当减小自己的发送窗口数值。
第二，对于不按序到达的数据应如何处理，TCP标准并无明确规定。如果接收方把不按序到达的数据一律丢弃，那么接收窗口的管理将会比较简单，但这样做对网络资源的利用不利（因为发送方会重复传送较多的数据）。因此TCP通常对不按序到达的数据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。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，一是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。TCP标准规定，确认推迟的时间不应超过0.5秒。若收到一连串具有最大长度的报文段，则必须每隔一个报文段就要发送一个确认[RFC1122]。二是捎带确认实际上并不经常发生，因为大多数应用程序不同时在两个方向上发送数据。
3.4.2 超时重传时间的选择
TCP的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。
3.4.3 选择确认SACK
这个就是之前的TCP首部里的字段
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，那么只需要将缺少序号的数据重传就可以了，而不重传已经正确到达接收方的数据，可以采用 选择确认SACK。
TCP的接收方在接收对方发送过来的数据字节流的序号不连续，结果就形成了一些不连续的字节块（如图5-21所示）。可以看出，序号1～1000收到了，但序号1001～1500没有收到。接下来的字节流又收到了，可是又缺少了3001～3500。再后面从序号4501起又没有收到。也就是说，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。
从图5-21可看出，和前后字节不连续的每一个字节块都有两个边界：左边界和右边界。因此在图中用四个指针标记这些边界。请注意，第一个字节块的左边界L1 =1501，但右边界R1 = 3001而不是3000。这就是说，左边界指出字节块的第一个字节的序号，但右边界减1才是字节块中的最后一个序号。同理，第二个字节块的左边界L2 = 3501，而右边界R2 = 4501。
3.5 TCP的流量控制
3.5.1 滑动窗口实现流量控制
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。所谓流量控制(flow control) 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。
利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP连接上实现对发送方的流量控制
设A向B发送数据。在连接建立时，B告诉了A：“我的接收窗口rwnd = 400”（这里rwnd表示receiver window）。因此，**发送方的发送窗口不能超过接收方给出的接收窗口的数值。**请注意，TCP的窗口单位是字节，不是报文段。TCP连接建立时的窗口协商过程在图中没有显示出来。再设每一个报文段为100字节长，而数据报文段序号的初始值设为1（见图中第一个箭头上面的序号seq = 1。图中右边的注释可帮助理解整个的过程）。请注意，图中箭头上面大写ACK表示首部中的 确认位ACK，代表TCP连接 ，
小写ack表示确认字段的值,表示接收方期望发送方发送的数据第一个序号为我指定的。
我们应注意，接收方的主机B进行了三次流量控制。第一次把窗口减小到rwnd =300，第二次又减到rwnd = 100，最后减到rwnd = 0，即不允许发送方再发送数据了。这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机B重新发出一个新的窗口值为止。我们还应注意到，B向A发送的三个报文段都设置了ACK = 1，只有在ACK = 1时确认号字段才有意义。
现在我们考虑一种情况。在图5-22中，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。然而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。
为了死锁局面这个问题，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[插图]。如果窗口仍然是零，那么收到这个报文段的一方就重新设置持续计时器。如果窗口不是零，那么死锁的僵局就可以打破了。
3.6 TCP的拥塞控制
在计算机网络中的链路容量（即带宽）、交换结点中的缓存和处理机等，都是网络的资源。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(congestion)
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。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。
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 流量控制抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收 是很相似的。
拥塞控制是很难设计的，因为它是一个动态的（而不是静态的）问题,在许多情况下，甚至正是拥塞控制机制本身成为引起网络性能恶化甚至发生死锁的原因
由于计算机网络是一个很复杂的系统，因此可以从控制理论的角度来看拥塞控制这个问题。这样，从大的方面看，可以分为开环控制和闭环控制两种方法。
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。但一旦整个系统运行起来，就不再中途进行改正了。
闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：
- (1) 监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处发生。
- (2) 把拥塞发生的信息传送到可采取行动的地方。
- (3) 调整网络系统的运行以解决出现的问题。
3.6.1 几种拥塞控制方法
拥塞控制的四种算法，即慢开始(slow-start)、拥塞避免(congestion avoidance)、快重传(fast retransmit)和快恢复(fast recovery)。
1.慢开始和拥塞避免
发送方维持一个叫做拥塞窗口 cwnd (congestion window)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等于拥塞窗口。以后我们就知道，如果再考虑到接收方的接收能力，那么发送窗口还可能小于拥塞窗口。
发送方控制拥塞窗口的原则是：只要网络没有出现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送出去。但只要网络出现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以减少注入到网络中的分组数。
发送方又是如何知道网络发生了拥塞呢？我们知道，当网络发生拥塞时，路由器就要丢弃分组。因此只要发送方没有按时收到应当到达的确认报文，就可以猜想网络可能出现了拥塞。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 %）。
慢开始算法
当主机开始发送数据时，如果立即把大量数据字节注入到网络，那么就有可能引起网络拥塞，因为现在并不清楚网络的负荷情况。经验证明，较好的方法是先探测一下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就是说，由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。通常在刚刚开始发送报文段时，先把拥塞窗口cwnd设置为一个最大报文段MSS的数值[插图]。而在每收到一个对新的报文段的确认后，把拥塞窗口增加至多一个MSS的数值。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。
为方便起见，我们用报文段的个数作为窗口大小的单位（请注意，实际上TCP是用字节作为窗口的单位），这样可以使用较小的数字来说明拥塞控制的原理。
在一开始发送方先设置cwnd = 1，发送第一个报文段M1，接收方收到后确认M1。发送方收到对M1的确认后，把cwnd从1增大到2，于是发送方接着发送M2和M3两个报文段。接收方收到后发回对M2和M3的确认。发送方每收到一个对新报文段的确认（重传的不算在内）就使发送方的拥塞窗口加1，因此发送方在收到两个确认后，cwnd就从2增大到4，并可发送M4～M7共4个报文段（见图5-24）。因此使用慢开始算法后，每经过一个传输轮次(transmission round)，拥塞窗口cwnd就加倍。
这里我们使用了一个名词——传输轮次。从图5-24可以看出，一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间RTT。不过使用“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的大小是4个报文段，那么这时的往返时间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。
我们还要指出，慢开始的“慢”并不是指cwnd的增长速率慢，而是指在TCP开始发送报文段时先设置cwnd = 1，使得发送方在开始时只发送一个报文段（目的是试探一下网络的拥塞情况），然后再逐渐增大cwnd。这当然比按照大的cwnd一下子把许多报文段突然注入到网络中要“慢得多”。这对防止网络出现拥塞是一个非常有力的措施。
为了防止拥塞窗口cwnd增长过大引起网络拥塞，还需要设置一个慢开始门限ssthresh状态变量（如何设置ssthresh，后面还要讲）。慢开始门限ssthresh的用法如下：
- 当cwnd < ssthresh时，使用上述的慢开始算法。
- 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。
拥塞避免算法
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[插图]，而不是加倍。这样，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。
因为慢开始算法时每次发送方的拥塞窗口cwnd以2倍扩容（因为每次传输轮次是以倍数报文段发送，第一次发M1,cwnd=1；第二次发M2/M3，cwnd=2；第三次以M4/M5/M6/M7，cwnd=4），所以拥塞窗口就是倍数扩容，但实际上还是以发送每一个报文段M就扩充cwnd=1。)
拥塞避免算法就是每次只发一个报文段，不像慢开始按倍数报文段发送，自然窗口数就是每次加1了。
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（其根据就是没有按时收到确认），就要把慢开始门限ssthresh设置为出现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于2）[插图]。然后把拥塞窗口cwnd重新设置为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。
图5-25用具体数值说明了上述拥塞控制的过程。现在发送窗口的大小和拥塞窗口一样大。
- (1)当TCP连接进行初始化时，把拥塞窗口cwnd置为1。前面已说过，为了便于理解，图中的窗口单位不使用字节而使用报文段的个数。慢开始门限的初始值设置为16个报文段，即ssthresh = 16。
- (2) 在执行慢开始算法时，拥塞窗口cwnd的初始值为1。以后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，图5-25的横坐标是传输轮次）。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ssthresh时（即当cwnd = 16时），就改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长。
- (3) 假定拥塞窗口的数值增长到24时，网络出现超时（这很可能就是网络发生拥塞了）。更新后的ssthresh值变为12（即变为出现超时时的拥塞窗口数值24的一半），拥塞窗口再重新设置为1，并执行慢开始算法。当cwnd = ssthresh = 12时改为执行拥塞避免算法，拥塞窗口按线性规律增长，每经过一个往返时间增加一个MSS的大小。
在TCP拥塞控制的文献中经常可看见“乘法减小”(Multiplicative Decrease)和“加法增大”(Additive Increase)这样的提法。“乘法减小”是指不论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现超时（即很可能出现了网络拥塞），就把慢开始门限值ssthresh减半，即设置为当前的拥塞窗口的一半（与此同时，执行慢开始算法）。当网络频繁出现拥塞时，ssthresh值就下降得很快，以大大减少注入到网络中的分组数。而“加法增大”是指执行拥塞避免算法后，使拥塞窗口缓慢增大，以防止网络过早出现拥塞。上面两种算法合起来常称为AIMD算法（加法增大乘法减小）。对这种算法进行适当修改后，又出现了其他一些改进的算法。但使用最广泛的还是AIMD算法。
2.快重传和快恢复
如果发送方设置的超时计时器时限已到但还没有收到确认，那么很可能是网络出现了拥塞，致使报文段在网络中的某处被丢弃。在这种情况下，TCP马上把拥塞窗口cwnd减小到1，并执行慢开始算法，同时把慢开始门限值ssthresh减半，如前面的图5-25所示。这是不使用快重传的情况。
快重传算法
首先要求接收方每收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认（为的是使发送方及早知道有报文段没有到达对方）而不要等待自己发送数据时才进行捎带确认。在图5-26所示的例子中，接收方收到了M1和M2后都分别发出了确认。现假定接收方没有收到M3但接着收到了M4。显然，接收方不能确认M4，因为M4是收到的失序报文段（按照顺序的M3还没有收到）。根据可靠传输原理，接收方可以什么都不做，也可以在适当时机发送一次对M2的确认。但按照快重传算法的规定，接收方应及时发送对 M2的重复确认，这样做可以让发送方及早知道报文段M3没有到达接收方。发送方接着发送M5和M6。接收方收到后，也还要再次发出对M2的重复确认。这样，发送方共收到了接收方的四个对M2的确认，其中后三个都是重复确认。快重传算法规定，发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段M3,而不必继续等待为M3设置的重传计时器到期。由于发送方能尽早重传未被确认的报文段，因此采用快重传后可以使整个网络的吞吐量提高约20%。
快恢复算法
与快重传配合使用的还有快恢复算法，其过程有以下两个要点：
- (1) 当发送方连续收到三个重复确认时，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限ssthresh减半。这是为了预防网络发生拥塞。请注意，接下去不执行慢开始算法。
- (2) 由于发送方现在认为网络很可能没有发生拥塞（如果网络发生了严重的拥塞，就不会一连有好几个报文段连续到达接收方，也就不会导致接收方连续发送重复确认），因此与慢开始不同之处是现在不执行慢开始算法（即拥塞窗口cwnd现在不设置为1），而是把cwnd值设置为慢开始门限ssthresh减半后的数值，然后开始执行拥塞避免算法（“加法增大”），使拥塞窗口缓慢地线性增大。
快恢复就是拥塞窗口cwnd值为ssthresh减半后的数值；而慢开始算法拥塞窗口cwnd值为1。从图中可以看出
图5-27给出了快重传和快恢复的示意图，并标明了“TCP Reno版本”，这是目前使用得很广泛的版本。图中还画出了已经废弃不用的虚线部分（TCP Tahoe版本）。请注意它们的区别就是：新的TCP Reno版本在快重传之后采用快恢复算法而不是采用慢开始算法。
开始我们就假定了接收方总是有足够大的缓存空间，因而发送窗口的大小由网络的拥塞程度来决定。但实际上接收方的缓存空间总是有限的。接收方根据自己的接收能力设定了接收窗口rwnd，并把这个窗口值写入TCP首部中的窗口字段，传送给发送方。因此，接收窗口又称为通知窗口(advertised window)。因此，从接收方对发送方的流量控制的角度考虑，如果把接收方也考虑进去，发送方的发送窗口一定不能超过对方给出的接收窗口值rwnd。
如果把本节所讨论的拥塞控制和接收方对发送方的流量控制一起考虑，那么很显然，发送方的窗口的上限值应当取为接收方窗口rwnd和拥塞窗口cwnd这两个变量中较小的一个，也就是说：
- 当rwnd < cwnd时，是接收方的接收能力限制发送方窗口的最大值。
- 反之，当cwnd < rwnd时，则是网络的拥塞限制发送方窗口的最大值。
- 也就是说， rwnd和cwnd中较小的一个控制发送方发送数据的速率。
3.7 TCP的连接与释放
在TCP连接建立过程中要解决以下三个问题：
(1) 要使每一方能够确知对方的存在。
(2) 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）。
(3) 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。
3.7.1 TCP的连接建立
图5-31画出了TCP的建立连接的过程。假定主机A运行的是TCP客户程序，而B运行TCP服务器程序。最初两端的TCP进程都处于CLOSED（关闭）状态。图中在主机下面的方框分别是TCP进程所处的状态。请注意，A主动打开连接，而B被动打开连接。
三次握手
B的TCP服务器进程先创建传输控制块 TCB[插图]，准备接受客户进程的连接请求。然后服务器进程就处于LISTEN（收听）状态，等待客户的连接请求。如有，即作出响应。
A的TCP客户进程也是首先创建传输控制模块TCB，然后向B发出连接请求报文段，这时首部中的同步位SYN = 1，同时选择一个初始序号seq = x。TCP规定，SYN报文段（即SYN = 1的报文段）不能携带数据，但要消耗掉一个序号。这时，TCP客户进程进入SYN-SENT（同步已发送）状态。
B收到连接请求报文段后，如同意建立连接，则向A发送确认。在确认报文段中应把SYN位和ACK位都置1，确认号是ack = x + 1，同时也为自己选择一个初始序号seq = y。请注意，这个报文段也不能携带数据，但同样要消耗掉一个序号。这时TCP服务器进程进入SYN-RCVD（同步收到）状态。
TCP客户进程收到B的确认后，还要向B给出确认。确认报文段的ACK置1，确认号ack = y + 1，而自己的序号seq = x + 1。TCP的标准规定，ACK报文段可以携带数据。但如果不携带数据则不消耗序号，在这种情况下，下一个数据报文段的序号仍是seq = x + 1。这时，TCP连接已经建立，A进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。
当B收到A的确认后，也进入ESTABLISHED状态。
上面给出的连接建立过程叫做三次握手(three-way handshake)
为什么A还要发送一次确认呢（第三次握手）？这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B，B会把这次报文数据误当成A新发送的建立连接请求，因而产生错误。
所谓“已失效的连接请求报文段”是这样产生的。考虑一种正常情况。A发出连接请求，但因连接请求报文丢失而未收到确认。于是A再重传一次连接请求。后来收到了确认，建立了连接。数据传输完毕后，就释放了连接。A共发送了两个连接请求报文段，其中第一个丢失，第二个到达了B。没有“已失效的连接请求报文段”。
现假定出现一种异常情况，即A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某些网络结点长时间滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达B。本来这是一个早已失效的报文段。但B收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立了。
由于现在A并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬B的确认，也不会向B发送数据。但B却以为新的运输连接已经建立了，并一直等待A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。
采用三次握手的办法可以防止上述现象的发生。例如在刚才的情况下，A不会向B的确认发出确认。B由于收不到确认，就知道A并没有要求建立连接。
3.7.2 TCP的连接释放
数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。现在A和B都处于ESTABLISHED状态（图5-32）。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终止控制位FIN置1，其序号seq =u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。这时A进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态，等待B的确认。请注意，TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，它也消耗掉一个序号。
B收到连接释放报文段后即发出确认，确认号是ack = u + 1，而这个报文段自己的序号是v，等于B前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。然后B就进入CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的连接就释放了，这时的TCP连接处于半关闭(half-close)状态，即A已经没有数据要发送了，但B若发送数据，A仍要接收。也就是说，从B到A这个方向的连接并未关闭，这个状态可能会持续一些时间。
A收到来自B的确认后，就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待B发出的连接释放报文段。
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。这时B发出的连接释放报文段必须使FIN = 1。现假定B的序号为w（在半关闭状态B可能又发送了一些数据）。B还必须重复上次已发送过的确认号ack = u + 1。这时B就进入LAST-ACK（最后确认）状态，等待A的确认。
A在收到B的连接释放报文段后，必须对此发出确认。在确认报文段中把ACK置1，确认号ack = w + 1，而自己的序号是seq = u + 1（根据TCP标准，前面发送过的FIN报文段要消耗一个序号）。然后进入到TIME-WAIT（时间等待）状态。请注意，现在TCP连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器(TIME-WAIT timer)设置的时间2MSL后，A才进入到CLOSED状态。时间MSL叫做最长报文段寿命(Maximum Segment Lifetime)，RFC 793建议设为2分钟。但这完全是从工程上来考虑，对于现在的网络，MSL = 2分钟可能太长了一些。因此TCP允许不同的实现可根据具体情况使用更小的MSL值。因此，从A进入到TIME-WAIT状态后，要经过4分钟才能进入到CLOSED状态，才能开始建立下一个新的连接。当A撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。
上述的TCP连接释放过程是四次握手。
为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间呢？这有两个理由。
第一，为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。这个ACK报文段有可能丢失，因而使处在LAST-ACK状态的B收不到对已发送的FIN + ACK报文段的确认。B会超时重传这个FIN + ACK报文段，而A就能在2MSL时间内收到这个重传的FIN +ACK报文段。接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后，A和B都正常进入到CLOSED状态。如果A在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是在发送完ACK报文段后立即释放连接，那么就无法收到B重传的FIN + ACK报文段，因而也不会再发送一次确认报文段。这样，B就无法按照正常步骤进入CLOSED状态。
第二，防止上一节提到的“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。
除时间等待计时器外，TCP还设有一个保活计时器(keepalive timer)。设想有这样的情况：客户已主动与服务器建立了TCP连接。但后来客户端的主机突然出故障。显然，服务器以后就不能再收到客户发来的数据。因此，应当有措施使服务器不要再白白等待下去。这就是使用保活计时器。服务器每收到一次客户的数据，就重新设置保活计时器，时间的设置通常是两小时。若两小时没有收到客户的数据，服务器就发送一个探测报文段，以后则每隔75分钟发送一次。若一连发送10个探测报文段后仍无客户的响应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭这个连接。