TCP图解
经过网络是怎么连接 这篇文章中的一番折腾，只要你知道另一位伙伴 B 的 IP 地址，且你们之间的网络是通的，无论多远，你都可以将一个数据包发送给你的伙伴 B
这就是物理层、数据链路层、网络层这三层所做的事情。
站在第四层的你，就可以不要脸地利用下三层所做的铺垫，随心所欲地发送数据，而不必担心找不到对方了。
虽然你此时还什么都没干，但你还是给自己这一层起了个响亮的名字，叫做传输层。
你本以为自己所在的第四层万事大吉，啥事没有，但很快问题就接踵而至。
问题来了
前三层协议只能把数据包从一个主机搬到另外一台主机，但是，到了目的地以后，数据包具体交给哪个程序（进程）呢？
所以，你需要把通信的进程区分开来，于是就给每个进程分配一个数字编号，你给它起了一个响亮的名字：端口号。
然后你在要发送的数据包上，增加了传输层的头部，源端口号与目标端口号。
OK，这样你将原本主机到主机的通信，升级为了进程和进程之间的通信。
你没有意识到，你不知不觉实现了 UDP 协议！
（当然 UDP 协议中不光有源端口和目标端口，还有数据包长度和校验值，我们暂且略过）
就这样，你用 UDP 协议无忧无虑地同 B 进行着通信，一直没发生什么问题。
但很快，你发现事情变得非常复杂……
丢包问题
由于网络的不可靠，数据包可能在半路丢失，而 A 和 B 却无法察觉。
对于丢包问题，只要解决两个事就好了。
第一个，A 怎么知道包丢了？
答案：让 B 告诉 A
第二个，丢了的包怎么办？
答案：重传
于是你设计了如下方案，A 每发一个包，都必须收到来自 B 的确认（ACK），再发下一个，否则在一定时间内没有收到确认，就重传这个包。
你管它叫停止等待协议。只要按照这个协议来，虽然 A 无法保证 B 一定能收到包，但 A 能够确认 B 是否收到了包，收不到就重试，尽最大努力让这个通信过程变得可靠，于是你们现在的通信过程又有了一个新的特征，可靠交付。
效率问题
停止等待虽然能解决问题，但是效率太低了，A 原本可以在发完第一个数据包之后立刻开始发第二个数据包，但由于停止等待协议，A 必须等数据包到达了 B ，且 B 的 ACK 包又回到了 A，才可以继续发第二个数据包，这效率慢得可不是一点两点。
于是你对这个过程进行了改进，采用流水线的方式，不再傻傻地等。
顺序问题
但是网路是复杂的、不可靠的。
有的时候 A 发出去的数据包，分别走了不同的路由到达 B，可能无法保证和发送数据包时一样的顺序。
在流水线中有多个数据包和ACK包在乱序流动，他们之间对应关系就乱掉了。
难道还回到停止等待协议？A 每收到一个包的确认（ACK）再发下一个包，那就根本不存在顺序问题。应该有更好的办法！
A 在发送的数据包中增加一个序号（seq），同时 B 要在 ACK 包上增加一个确认号（ack），这样不但解决了停止等待协议的效率问题，也通过这样标序号的方式解决了顺序问题。
而 B 这个确认号意味深长：比如 B 发了一个确认号为 ack = 3，它不仅仅表示 A 发送的序号为 2 的包收到了，还表示 2 之前的数据包都收到了。这种方式叫累计确认或累计应答。
注意，实际上 ack 的号是收到的最后一个数据包的序号 seq + 1，也就是告诉对方下一个应该发的序号是多少。但图中为了便于理解，ack 就表示收到的那个序号，不必纠结。
流量问题
有的时候，A 发送数据包的速度太快，而 B 的接收能力不够，但 B 却没有告知 A 这个情况。
怎么解决呢？
很简单，B 告诉 A 自己的接收能力，A 根据 B 的接收能力，相应控制自己的发送速率，就好了。
B 怎么告诉 A 呢？B 跟 A 说"我很强"这三个字么？那肯定不行，得有一个严谨的规范。
于是 B 决定，每次发送数据包给 A 时，顺带传过来一个值，叫窗口大小（win)，这个值就表示 B 的接收能力。同理，每次 A 给 B 发包时也带上自己的窗口大小，表示 A 的接收能力。
B 告诉了 A 自己的窗口大小值，A 怎么利用它去做 A 这边发包的流量控制呢？
很简单，假如 B 给 A 传过来的窗口大小 win = 5，那 A 根据这个值，把自己要发送的数据分成这么几类。
图片过于清晰，就不再文字解释了。
当 A 不断发送数据包时，已发送的最后一个序号就往右移动，直到碰到了窗口的上边界，此时 A 就无法继续发包，达到了流量控制。
但是当 A 不断发包的同时，A 也会收到来自 B 的确认包，此时整个窗口会往右移动，因此上边界也往右移动，A 就能发更多的数据包了。
以上都是在窗口大小不变的情况下，而 B 在发给 A 的 ACK 包中，每一个都可以重新设置一个新的窗口大小，如果 A 收到了一个新的窗口大小值，A 会随之调整。
如果 A 收到了比原窗口值更大的窗口大小，比如 win = 6，则 A 会直接将窗口上边界向右移动 1 个单位。
如果 A 收到了比原窗口值小的窗口大小，比如 win = 4，则 A 暂时不会改变窗口大小，更不会将窗口上边界向左移动，而是等着 ACK 的到来，不断将左边界向右移动，直到窗口大小值收缩到新大小为止。
OK，终于将流量控制问题解决得差不多了，你看着上面一个个小动图，给这个窗口起了一个更生动的名字，滑动窗口。
拥塞问题
但有的时候，不是 B 的接受能力不够，而是网络不太好，造成了网络拥塞。
拥塞控制与流量控制有些像，但流量控制是受 B 的接收能力影响，而拥塞控制是受网络环境的影响。
拥塞控制的解决办法依然是通过设置一定的窗口大小，只不过，流量控制的窗口大小是 B 直接告诉 A 的，而拥塞控制的窗口大小按理说就应该是网络环境主动告诉 A。
但网络环境怎么可能主动告诉 A 呢？只能 A 单方面通过试探，不断感知网络环境的好坏，进而确定自己的拥塞窗口的大小。
拥塞窗口大小的计算有很多复杂的算法，就不在本文中展开了，假如拥塞窗口的大小为 cwnd，上一部分流量控制的滑动窗口的大小为 rwnd，那么窗口的右边界受这两个值共同的影响，需要取它俩的最小值。
窗口大小 = min(cwnd, rwnd)
含义很容易理解，当 B 的接受能力比较差时，即使网络非常通畅，A 也需要根据 B 的接收能力限制自己的发送窗口。当网络环境比较差时，即使 B 有很强的接收能力，A 也要根据网络的拥塞情况来限制自己的发送窗口。正所谓受其短板的影响嘛~
连接问题
有的时候，B 主机的相应进程还没有准备好或是挂掉了，A 就开始发送数据包，导致了浪费。
这个问题在于，A 在跟 B 通信之前，没有事先确认 B 是否已经准备好，就开始发了一连串的信息。就好比你和另一个人打电话，你还没有"喂"一下确认对方有没有在听，你就巴拉巴拉说了一堆。
这个问题该怎么解决呢？
地球人都知道，三次握手嘛！
A：我准备好了(SYN)
B：我知道了(ACK)，我也准备好了(SYN)
A：我知道了(ACK)
A 与 B 各自在内存中维护着自己的状态变量，三次握手之后，双方的状态都变成了连接已建立（ESTABLISHED）。
虽然就只是发了三次数据包，并且在各自的内存中维护了状态变量，但这么说总觉得太 low，你看这个过程相当于双方建立连接的过程，于是你灵机一动，就叫它面向连接吧。
注意：这个连接是虚拟的，是由 A 和 B 这两个终端共同维护的，在网络中的设备根本就不知道连接这回事儿！
但凡事有始就有终，有了建立连接的过程，就要考虑释放连接的过程，又是地球人都知道，四次挥手嘛！
A：再见，我要关闭了(FIN)
B：我知道了(ACK)
给 B 一段时间把自己的事情处理完…
B：再见，我要关闭了(FIN)
A：我知道了(ACK)
四次挥手里值得关注的一点就是 TIME_WAIT 状态，也就是说主动关闭连接的一方，即使收到了对方的 FIN 报文，也还要等待 2MSL 的时间才会彻底关闭这条连接。（这里面的 MSL 指的是最大段生存期，指的是报文段在网络中被允许存在的最长时间。）可为什么不直接关闭连接呢？
一个原因是，第四次挥手的 ACK 报文段不一定到达了服务器，为了不让服务器一直处于 LAST_ACK 状态（服务器会重发 FIN，直到收到 ACK），客户端还得等一会儿，看看是否需要重发。假如真的丢包了，服务器发送 FIN ，这个 FIN 报文到达客户端时不会超过 2MSL（一来一回最多 2MSL），这时候客户端这边的 TCP 还没关掉，还能重发 ACK。
另一个原因是，经过 2MSL 之后，网络中与该连接相关的包都已经消失了，不会干扰新连接。我们来看一个例子：假如客户端向服务器建立了新的连接，旧连接中某些延迟的数据坚持到了新连接建立完毕，而且序列号刚好还在滑动窗口内，服务器就误把它当成新连接的数据包接收，如下图所示：
总结
以上讲述的，就是 TCP 协议的核心思想，上面过程中需要传输的信息，就体现在 TCP 协议的头部，这里放上最常见的 TCP 协议头解读的图。
不知道你现在再看下面这句话，是否能理解：
TCP 是
面向连接的、可靠的、基于字节流的
传输层通信协议
面向连接、可靠，这两个词通过上面的讲述很容易理解，那什么叫做基于字节流呢？
很简单，TCP 在建立连接时，需要告诉对方 MSS（最大报文段大小）。
也就是说，如果要发送的数据很大，在 TCP 层是需要按照 MSS 来切割成一个个的 TCP 报文段 的。
切割的时候我才不管你原来的数据表示什么意思，需要在哪里断句啥的，我就把它当成一串毫无意义的字节，在我想要切割的地方咔嚓就来一刀，标上序号，只要接收方再根据这个序号拼成最终想要的完整数据就行了。
在我 TCP 传输这里，我就把它当做一个个的字节，也就是基于字节流的含义了。
参考资料
