说明： 本文仅供学习交流，转载请标明出处，欢迎转载！

 本文是以下文献相关内容的总结

[1] 《TCP/IP详解 卷1：协议》
[2] 《TCP/IP协议族 第4版》
[3] 《计算机网络 第5版》

        TCP是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的协议。可靠性指的是发送应用程序把数据流交付给TCP后，能够把数据流按序地、无差错地交给接收端的接收端的应用程序。TCP通过差错控制来提供可靠性，TCP差错控制包括：（1）检测并重传受损伤的报文段；（2）重传丢失的报文段；（3）丢弃重传的报文段并重传该报文段的ACK；（4）保证接收缓冲区的报文段按序交给接收端的应用程序。

       FAQ1：TCP如何检测数据报是否损伤？

        TCP接收端在收到报文段后，在报文段的首部加上伪首部后，连同数据部分一块计算检验和，如果计算结果为全1，说明数据没有收到损伤。

       FAQ2：接收方在什么时候产生ACK报文段？ 

       （1）当接收方收到发送方发来的按序到达的报文段时，就发送过一个ACK报文段；

       （2）当收到的报文段的序号比期望的报文段的序号大时，接收方立即发送之前那个为收到的序号（即还是之前那个期望的序号）；

       （3）接收方收到一个重复的报文段时，丢弃该报文段，并立即向发送端发送该报文段的ACK。

       FAQ3：发送方何时重传？

        情况一：当发送方发送一个数据段出去时，会启动重传计时器，若在RTO内没有收到该数据段的ACK，则发送端则重传该数据段，该情况叫超时重传；

        情况二：当发送端收到接收端发送过来的三个对重复的ACK时（即三个期望收到的报文段相同时），即便RTO为到时，发送端也重传接收方期望的那个数据段，该情况叫快重传。

       FAQ4：接收方如何处理失序到达的报文段？

        TCP并不会丢弃失序到达的报文段，而是将这些失序达到的报文段临时存放在接收缓冲区，并把它们标志位失序报文段，直到确实的报文段到齐。一定要记住：TCP永远都不会将失序的报文段交给接收进程。

       FAQ5：发送端与接收端何时可能产生死锁现象？TCP是如何解决该死锁僵局的？

       当接收端向发送端发送一个零窗口报文段（报文段首部中窗口值的大小设置为0），发送端就停止向接收端发送报文段。后来接收端想通知发送端，让发送端接着发送数据时，便向发送端发送一个非零窗口报文段。不幸的是，该报文段在路上丢失了。而接收端以为该非零报文段已经发送给发送端，于是便傻乎乎地等待发送端发送数据过来。而发送端由于没有收到接收方的非零窗口报文段，于是便在那安逸地休息，随时等待接收方的非零窗口报文的通知。于是两端都傻乎乎地等，陷入“死锁”的状态。

       为了避免这一死锁的状态，TCP为发送端设置了一个持续计时器（persistent timer)，当发送端收到接收端发来的零窗口报文段时，并启动该持续计时器，便等待着接收方的非零通知。如果一直没收到接收方的通知，持续计时器又超时了的时候，发送端便向接收方发送一个“探测报文段”，该探测报文仅携带1B的数据，该探测报文会消耗一个序号，但特殊的是，该探测报文段的序号永远不需要确认。该探测报文段的目的是仅仅是促使TCP接收端重传一个确认，该确认的内容包括接收端希望发送端的发送窗口的大小作为回复，即:如果接收端希望发送端的窗口大小仍然是0，那么发送端在收到该确认报文后，便会重置该持续计时器；如果接收方期望发送发的窗口不是0，则该僵局便打破了。

      注意：即便发送发收到了零窗口设置的报文段，发送端也能接收这几种报文段：探测报文段、ACK报文段和携带紧急数据的报文段。