此次的博文是轉載而來，寫得感覺不錯，詳細而易理解。
首先，我們需要知道TCP在網絡OSI的七層模型中的第四層——Transport層，IP在第三層——Network層，ARP在第二層——Data Link層，在第二層上的數據，我們叫Frame，在第三層上的數據叫Packet，第四層的數據叫Segment。
首先，我們需要知道，我們程序的數據首先會打到TCP的Segment中，然後TCP的Segment會打到IP的Packet中，然後再打到以太網Ethernet的Frame中，傳到對端後，各個層解析自己的協議，然後把數據交給更高層的協議處理。
TCP頭格式
接下來，我們來看一下TCP頭的格式
TCP頭格式（圖片來源）
你需要注意這麼幾點：
TCP的包是沒有IP地址的，那是IP層上的事。但是有源端口和目標端口。
一個TCP連接需要四個元組來表示是同一個連接（src_ip, src_port, dst_ip, dst_port）準確說是五元組，還有一個是協議。但因爲這裏只是說TCP協議，所以，這裏我只說四元組。
注意上圖中的四個非常重要的東西：
Sequence Number是包的序號，用來解決網絡包亂序（reordering）問題。
Acknowledgement Number就是ACK——用於確認收到，用來解決不丟包的問題。
Window又叫Advertised-Window，也就是著名的滑動窗口（Sliding Window），用於解決流控的。
TCP Flag ，也就是包的類型，主要是用於操控TCP的狀態機的。
關於其它的東西，可以參看下面的圖示
（圖片來源）
TCP的狀態機
其實，網絡上的傳輸是沒有連接的，包括TCP也是一樣的。而TCP所謂的“連接”，其實只不過是在通訊的雙方維護一個“連接狀態”，讓它看上去好像有連接一樣。所以，TCP的狀態變換是非常重要的。
下面是：“TCP協議的狀態機”（圖片來源） 和 “TCP建鏈接”、“TCP斷鏈接”、“傳數據” 的對照圖，我把兩個圖並排放在一起，這樣方便在你對照着看。另外，下面這兩個圖非常非常的重要，你一定要記牢。（吐個槽：看到這樣複雜的狀態機，就知道這個協議有多複雜，複雜的東西總是有很多坑爹的事情，所以TCP協議其實也挺坑爹的）
很多人會問，爲什麼建鏈接要3次握手，斷鏈接需要4次揮手？
對於建鏈接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的雙方要互相通知對方自己的初始化的Sequence Number（縮寫爲ISN：Inital Sequence Number）——所以叫SYN，全稱Synchronize Sequence Numbers。也就上圖中的 x 和 y。這個號要作爲以後的數據通信的序號，以保證應用層接收到的數據不會因爲網絡上的傳輸的問題而亂序（TCP會用這個序號來拼接數據）。
對於4次揮手，其實你仔細看是2次，因爲TCP是全雙工的，所以，發送方和接收方都需要Fin和Ack。只不 過，有一方是被動的，所以看上去就成了所謂的4次揮手。如果兩邊同時斷連接，那就會就進入到CLOSING狀態，然後到達TIME_WAIT狀態。下圖是 雙方同時斷連接的示意圖（你同樣可以對照着TCP狀態機看）：
兩端同時斷連接（圖片來源）
另外，有幾個事情需要注意一下：
關於建連接時SYN超時。試想一下，如果server端接到了clien發的SYN後回了SYN-ACK後 client掉線了，server端沒有收到client回來的ACK，那麼，這個連接處於一箇中間狀態，即沒成功，也沒失敗。於是，server端如果 在一定時間內沒有收到的TCP會重發SYN-ACK。在Linux下，默認重試次數爲5次，重試的間隔時間從1s開始每次都翻售，5次的重試時間間隔爲 1s, 2s, 4s, 8s, 16s，總共31s，第5次發出後還要等32s都知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP纔會把斷開這個連接。
關於SYN Flood***。一些惡意的人就爲此製造了SYN Flood***——給服務器發了一個SYN後，就下線了，於是服務器需要默認等63s纔會斷開連接，這樣，***者就可以把服務器的syn連接的隊列耗盡，讓正常的連接請求不能處理。於是，Linux下給了一個叫tcp_syncookies的 參數來應對這個事——當SYN隊列滿了後，TCP會通過源地址端口、目標地址端口和時間戳打造出一個特別的Sequence Number發回去（又叫cookie），如果是***者則不會有響應，如果是正常連接，則會把這個 SYN Cookie發回來，然後服務端可以通過cookie建連接（即使你不在SYN隊列中）。請注意，請先千萬別用tcp_syncookies來處理正常的大負載的連接的情況。 因爲，synccookies是妥協版的TCP協議，並不嚴謹。對於正常的請求，你應該調整三個TCP參數可供你選擇，第一個 是：tcp_synack_retries 可以用他來減少重試次數；第二個是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN連接數；第三個 是：tcp_abort_on_overflow 處理不過來乾脆就直接拒絕連接了。
關於ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然會出問題的——比如：如果連接建好後始終用1來做ISN，如果client發了30個segment過去，但是網絡斷了，於是 client重連，又用了1做ISN，但是之前連接的那些包到了，於是就被當成了新連接的包，此時，client的Sequence Number 可能是3，而Server端認爲client端的這個號是30了。全亂了。RFC793中 說，ISN會和一個假的時鐘綁在一起，這個時鐘會在每4微秒對ISN做加一操作，直到超過2^32，又從0開始。這樣，一個ISN的週期大約是4.55個 小時。因爲，我們假設我們的TCP Segment在網絡上的存活時間不會超過Maximum Segment Lifetime（縮寫爲MSL - Wikipedia語條），所以，只要MSL的值小於4.55小時，那麼，我們就不會重用到ISN。
關於 MSL 和 TIME_WAIT。通過上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎麼來的了。我們注意到，在TCP的狀態圖中，從TIME_WAIT狀態到CLOSED狀態，有一個超時設置，這個超時設置是 2*MSL（RFC793定 義了MSL爲2分鐘，Linux設置成了30s）爲什麼要這有TIME_WAIT？爲什麼不直接給轉成CLOSED狀態呢？主要有兩個原 因：1）TIME_WAIT確保有足夠的時間讓對端收到了ACK，如果被動關閉的那方沒有收到Ack，就會觸發被動端重發Fin，一來一去正好2個 MSL，2）有足夠的時間讓這個連接不會跟後面的連接混在一起（你要知道，有些自做主張的路由器會緩存IP數據包，如果連接被重用了，那麼這些延遲收到的 包就有可能會跟新連接混在一起）。你可以看看這篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》
關於TIME_WAIT數量太多。從上面的描述我們可以知道，TIME_WAIT是個很重要的狀態，但是如果在大併發的短鏈接下，TIME_WAIT 就會太多，這也會消耗很多系統資源。只要搜一下，你就會發現，十有八九的處理方式都是教你設置兩個參數，一個叫tcp_tw_reuse，另一個叫tcp_tw_recycle的參數，這兩個參數默認值都是被關閉的，後者recyle比前者resue更爲激進，resue要溫柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需設置tcp_timestamps=1，否則無效。這裏，你一定要注意，打開這兩個參數會有比較大的坑——可能會讓TCP連接出一些詭異的問題（因爲如上述一樣，如果不等待超時重用連接的話，新的連接可能會建不上。正如官方文檔上說的一樣“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。
關於tcp_tw_reuse。官方文檔上說tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保證協議的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在兩邊都被打開（你可以讀一下tcp_twsk_unique的源碼 ）。我個人估計還是有一些場景會有問題。
關於tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打開了話，會假設對端開啓了 tcp_timestamps，然後會去比較時間戳，如果時間戳變大了，就可以重用。但是，如果對端是一個NAT網絡的話（如：一個公司只用一個IP出公 網）或是對端的IP被另一臺重用了，這個事就複雜了。建鏈接的SYN可能就被直接丟掉了（你可能會看到connection time out的錯誤）（如果你想觀摩一下Linux的內核代碼，請參看源碼 tcp_timewait_state_process）。
關於tcp_max_tw_buckets。這個是控制併發的TIME_WAIT的數量，默認值是 180000，如果超限，那麼，系統會把多的給destory掉，然後在日誌裏打一個警告（如：time wait bucket table overflow），官網文檔說這個參數是用來對抗DDoS***的。也說的默認值180000並不小。這個還是需要根據實際情況考慮。
Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle來解決TIME_WAIT的問題是非常非常危險的，因爲這兩個參數違反了TCP協議（RFC 1122）
其實，TIME_WAIT表示的是你主動斷連接，所以，這就是所謂的“不作死不會死”。試想，如果讓對端斷連接，那麼這個破問題就是對方的了，呵呵。另外，如果你的服務器是於HTTP服務器，那麼設置一個HTTP的KeepAlive有多重要（瀏覽器會重用一個TCP連接來處理多個HTTP請求），然後讓客戶端去斷鏈接（你要小心，瀏覽器可能會非常貪婪，他們不到萬不得已不會主動斷連接）。
數據傳輸中的Sequence Number
下圖是我從Wireshark中截了個我在訪問coolshell.cn時的有數據傳輸的圖給你看一下，SeqNum是怎麼變的。（使用Wireshark菜單中的Statistics ->Flow Graph… ）
你可以看到，SeqNum的增加是和傳輸的字節數相關的。上圖中，三次握手後，來了兩個Len:1440的包，而第二個包的SeqNum就成了1441。然後第一個ACK回的是1441，表示第一個1440收到了。
注意：如果你用Wireshark抓包程序看3次握手，你會發現SeqNum總是爲0，不是這樣 的，Wireshark爲了顯示更友好，使用了Relative SeqNum——相對序號，你只要在右鍵菜單中的protocol preference 中取消掉就可以看到“Absolute SeqNum”了
TCP重傳機制
TCP要保證所有的數據包都可以到達，所以，必需要有重傳機制。
注意，接收端給發送端的Ack確認只會確認最後一個連續的包，比如，發送端發了1,2,3,4,5一共五份數據，接收端收到了1，2，於是回ack 3，然後收到了4（注意此時3沒收到），此時的TCP會怎麼辦？我們要知道，因爲正如前面所說的，SeqNum和Ack是以字節數爲單位，所以ack的時候，不能跳着確認，只能確認最大的連續收到的包，不然，發送端就以爲之前的都收到了。
超時重傳機制
一種是不回ack，死等3，當發送方發現收不到3的ack超時後，會重傳3。一旦接收方收到3後，會ack 回 4——意味着3和4都收到了。
但是，這種方式會有比較嚴重的問題，那就是因爲要死等3，所以會導致4和5即便已經收到了，而發送方也完全不知道發生了什麼事，因爲沒有收到Ack，所以，發送方可能會悲觀地認爲也丟了，所以有可能也會導致4和5的重傳。
對此有兩種選擇：
一種是僅重傳timeout的包。也就是第3份數據。
另一種是重傳timeout後所有的數據，也就是第3，4，5這三份數據。
這兩種方式有好也有不好。第一種會節省帶寬，但是慢，第二種會快一點，但是會浪費帶寬，也可能會有無用功。但總體來說都不好。因爲都在等timeout，timeout可能會很長（在下篇會說TCP是怎麼動態地計算出timeout的）
快速重傳機制
於是，TCP引入了一種叫Fast Retransmit 的算法，不以時間驅動，而以數據驅動重傳。也就是說，如果，包沒有連續到達，就ack最後那個可能被丟了的包，如果發送方連續收到3次相同的ack，就重傳。Fast Retransmit的好處是不用等timeout了再重傳。
比如：如果發送方發出了1，2，3，4，5份數據，第一份先到送了，於是就ack回2，結果2因爲某些原因沒收到，3到達了，於是還是ack回 2，後面的4和5都到了，但是還是ack回2，因爲2還是沒有收到，於是發送端收到了三個ack=2的確認，知道了2還沒有到，於是就馬上重轉2。然後， 接收端收到了2，此時因爲3，4，5都收到了，於是ack回6。示意圖如下：
Fast Retransmit只解決了一個問題，就是timeout的問題，它依然面臨一個艱難的選擇，就是重轉之前的一個還是重裝所有的問 題。對於上面的示例來說，是重傳#2呢還是重傳#2，#3，#4，#5呢？因爲發送端並不清楚這連續的3個ack(2)是誰傳回來的？也許發送端發了20 份數據，是#6，#10，#20傳來的呢。這樣，發送端很有可能要重傳從2到20的這堆數據（這就是某些TCP的實際的實現）。可見，這是一把雙刃劍。
SACK 方法
另外一種更好的方式叫：Selective Acknowledgment (SACK)（參看RFC 2018），這種方式需要在TCP頭裏加一個SACK的東西，ACK還是Fast Retransmit的ACK，SACK則是彙報收到的數據碎版。參看下圖：
這樣，在發送端就可以根據回傳的SACK來知道哪些數據到了，哪些沒有到。於是就優化了Fast Retransmit的算法。當然，這個協議需要兩邊都支持。在 Linux下，可以通過tcp_sack參數打開這個功能（Linux 2.4後默認打開）。
這裏還需要注意一個問題——接收方Reneging，所謂Reneging的意思就是接收方有權把已經報給發送端SACK裏的數據給丟了。這樣幹是不被鼓勵的，因爲這個事會把問題複雜化了，但是，接收方這麼做可能會有些極端情況，比如要把內存給別的更重要的東西。所以，發送方也不能完全依賴SACK，還是要依賴ACK，並維護Time-Out，如果後續的ACK沒有增長，那麼還是要把SACK的東西重傳，另外，接收端這邊永遠不能把SACK的包標記爲Ack。
注意：SACK會消費發送方的資源，試想，如果一個***者給數據發送方發一堆SACK的選項，這會導致發送方開始要重傳甚至遍歷已經發出的數據，這會消耗很多發送端的資源。詳細的東西請參看《TCP SACK的性能權衡》
Duplicate SACK – 重複收到數據的問題
Duplicate SACK又稱D-SACK，其主要使用了SACK來告訴發送方有哪些數據被重複接收了。RFC-2833裏有詳細描述和示例。下面舉幾個例子（來源於RFC-2833）
D-SACK使用了SACK的第一個段來做標誌，
如果SACK的第一個段的範圍被ACK所覆蓋，那麼就是D-SACK
如果SACK的第一個段的範圍被SACK的第二個段覆蓋，那麼就是D-SACK
示例一：ACK丟包
下面的示例中，丟了兩個ACK，所以，發送端重傳了第一個數據包（3000-3499），於是接收端發現重複收到，於是回了一個 SACK=3000-3500，因爲ACK都到了4000意味着收到了4000之前的所有數據，所以這個SACK就是D-SACK——旨在告訴發送端我收 到了重複的數據，而且我們的發送端還知道，數據包沒有丟，丟的是ACK包。
Transmitted Received ACK Sent Segment Segment (Including SACK Blocks)3000-3499 3000-3499 3500 (ACK dropped)3500-3999 3500-3999 4000 (ACK dropped)3000-3499 3000-3499 4000, SACK=3000-3500 ---------
示例二，網絡延誤
下面的示例中，網絡包（1000-1499）被網絡給延誤了，導致發送方沒有收到ACK，而後面到達的三個包觸發了“Fast Retransmit算法”，所以重傳，但重傳時，被延誤的包又到了，所以，回了一個SACK=1000-1500，因爲ACK已到了3000，所以，這 個SACK是D-SACK——標識收到了重複的包。
這個案例下，發送端知道之前因爲“Fast Retransmit算法”觸發的重傳不是因爲發出去的包丟了，也不是因爲迴應的ACK包丟了，而是因爲網絡延時了。
Transmitted Received ACK Sent Segment Segment (Including SACK Blocks)500-999 500-999 10001000-1499 (delayed)1500-1999 1500-1999 1000, SACK=1500-20002000-2499 2000-2499 1000, SACK=1500-25002500-2999 2500-2999 1000, SACK=1500-30001000-1499 1000-1499 3000 1000-1499 3000, SACK=1000-1500 ---------
可見，引入了D-SACK，有這麼幾個好處：
1）可以讓發送方知道，是發出去的包丟了，還是回來的ACK包丟了。
2）是不是自己的timeout太小了，導致重傳。
3）網絡上出現了先發的包後到的情況（又稱reordering）
4）網絡上是不是把我的數據包給複製了。
知道這些東西可以很好得幫助TCP瞭解網絡情況，從而可以更好的做網絡上的流控。
轉自：http://kb.cnblogs.com/page/209100/