运输层向它上面的应用层提供通信服务。运输层提供了进程之间的逻辑通信，网络层为主机之间提供了逻辑通信。运输层向高层屏蔽了下面网络层的核心细节，使得应用程序看起来像在两个传输实体有一条端到端的逻辑通信通道。
运输层主要有两种不同的协议 面向连接下TCP和无连接的UDP。
采用面向连接的TCP协议时候，尽管下面的网络是不可靠的，但是逻辑通信通道是一条全双工的可靠信道，若采用UDP协议时，该信道贼是一条不可靠的信道。
UDP
用户数据报协议UDP是面向无连接，在传送数据之前不需要先建立连接。尽可能的最大交付(不保证可靠交付)，没有拥塞控制，UDP是面向报文的，UDP支持一对一，一对多，多对一和多对多的交互通信，UDP的头部开销只有8字节
UDP用户数据报只有两个字段数据字段和首部字段，首部字段由四个字段组成，每个字段都是两个字节即源端口 目的端口 长度 检验和。其中检验和是把首部和数据部分一起都检验
TCP
传输控制协议TCP是面向连接的，提供可靠交付，提供可靠交付，每一条TCP只能是点对点的连接，TCP提供全双网工通信。同时也是面向字节流。
其中流是指流向进程或从进程流出的字节序列。
套接字
每一条TCP连接有两个端点，TCP连接的端点叫做套接字，端口号拼接到ip地址即构成了套接字其表示方法为套接字 socket=(ip地址：端口号)；
每一条TCP练级唯一地倍通信两端的两个端点(即两个套接字)所确定。
TCP连接 ::={socket1,socket2}={(IP1:port1),(IP2:port2)}
TCP的可靠传输
TCP 使用超时重传来实现可靠传输：如果一个已经发送的报文段在超时时间内没有收到确认，那么就重传这个报文段。
一个报文段从发送再到接收到确认所经过的时间称为往返时间 RTT，加权平均往返时间 RTTs 计算如下：
其中，0 ≤ a ＜ 1，RTTs 随着 a 的增加更容易受到 RTT 的影响。
超时时间 RTO 应该略大于 RTTs，TCP 使用的超时时间计算如下：
其中 RTTd 为偏差的加权平均值。
TCP可靠传输的工作原理
停止等待协议
停止等待协议即把每发送完一个分组就停止发送，等待对方确认。在收到确认后再发送下一个分组。
(1)无差错情况
A发送分组M1，发送完暂停，等待B确认。B收到M1就向A发送确认。A在收到对M1的确认后，在发送下一个分组M2.同样，B在收到后向A发送确认。
(2)出现差错
在分组传输过程种出现差错的情况，B收到检测出了差错或者在传输过程中丢失了就不会向A发送确认。A只要超过一段时间仍然没收到确认，就认为分组丢失了因而重传发送过的分组，这就是超时重传。 超时重传就是在发送完一个分组时设置一个超时计时器。超过这个时间未收到对方的确认即会进行重传。
1.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(在发生重传时使用)，只有在收到相应的确认后才会清除暂时保留的分组副本。
2.分组和确认分组必须镜像编号。方便保存与确认
3.超时重传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。
(3) 确认丢失和确认迟到
当B发送的确认分组丢失了，A未收到确认分组后对其进行超时重传，此时B又收到重传的分组，此时会采取两个行动
1.丢弃这个重复的分组
2.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。
使用上述所说的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。 我们通常称这种可靠的传输协议为自动重传请求ARQ。
连续的ARQ协议
连续的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。接收方一般采用累积确认的方式。在收到几个分组后在按序到达的最后一个分组发送确认。
优点 易实现，即使丢失也不必重传。
缺点 不能向发送方反映出接受方已经争取接收到所有的信息。
然而当线路质量不好时，连续的ARQ协议会带来负面的影响。
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，后面4那个字节是根据需要而增加的
序号：用于对字节流进行编号，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。
确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。
数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。
确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。
同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。
终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。
窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。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。
TCP流量控制
流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。
TCP窗口的单位是字节而不是报文段
接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。当B向A发送一个rwnd=400的报文段。然而这个报文段在传输过程中丢失了。A一直等待收到B发送的一个非零窗口的通知，而B也一直等待A传送数据，这样就会导致互相等待的死锁出现。因此，TCP为每一个连接设有一个持续计时器。TCP连接一方收到对方零窗口的通知，就启动计时器。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。
TCP滑动窗口
窗口是缓存的一部分，用来暂时存放字节流。发送方和接收方各有一个窗口，接收方通过 TCP 报文段中的窗口字段告诉发送方自己的窗口大小，发送方根据这个值和其它信息设置自己的窗口大小。
发送窗口内的字节都允许被发送，接收窗口内的字节都允许被接收。如果发送窗口左部的字节已经发送并且收到了确认，那么就将发送窗口向右滑动一定距离，直到左部第一个字节不是已发送并且已确认的状态；接收窗口的滑动类似，接收窗口左部字节已经发送确认并交付主机，就向右滑动接收窗口。
接收窗口只会对窗口内最后一个按序到达的字节进行确认，例如接收窗口已经收到的字节为 {31, 34, 35}，其中 {31} 按序到达，而 {34, 35} 就不是，因此只对字节 31 进行确认。发送方得到一个字节的确认之后，就知道这个字节之前的所有字节都已经被接收。
TCP拥塞控制
如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。
TCP 主要通过四个算法来进行拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。
发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。
为了便于讨论，做如下假设：
接收方有足够大的接收缓存，因此不会发生流量控制；
虽然 TCP 的窗口基于字节，但是这里设窗口的大小单位为报文段。
1. 慢开始与拥塞避免
发送的最初执行慢开始，令 cwnd = 1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 …
注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能性也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。
如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd / 2，然后重新执行慢开始。
2. 快重传与快恢复
在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。
在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。
在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd / 2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。
慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh
TCP 三次握手
假设 A 为客户端，B 为服务器端。
首先 B 处于 LISTEN（监听）状态，等待客户的连接请求。
A 向 B 发送连接请求报文，SYN=1，ACK=0，选择一个初始的序号 x。
之后进入同步已发送状态
B 收到连接请求报文，如果同意建立连接，则向 A 发送连接确认报文，SYN=1，ACK=1，确认号为 x+1，同时也选择一个初始的序号 y。之后进入
同步收到状态。
A 收到 B 的连接确认报文后，还要向 B 发出确认，确认号为 y+1，序号为 x+1。之后进入已建立连接状态
B 收到 A 的确认后，连接建立。
三次握手原因
第三次握手是为了防止失效的连接请求到达服务器，让服务器错误打开连接。
客户端发送的连接请求如果在网络中滞留，那么就会隔很长一段时间才能收到服务器端发回的连接确认。客户端等待一个超时重传时间之后，就会重新请求连接。但是这个滞留的连接请求最后还是会到达服务器，如果不进行三次握手，那么服务器就会打开两个连接。如果有第三次握手，客户端会忽略服务器之后发送的对滞留连接请求的连接确认，不进行第三次握手，因此就不会再次打开连接。
TCP 的四次挥手
以下描述不讨论序号和确认号，因为序号和确认号的规则比较简单。并且不讨论 ACK，因为 ACK 在连接建立之后都为 1。
A 发送连接释放报文，FIN=1。
B 收到之后发出确认，此时 TCP 属于半关闭状态，B 能向 A 发送数据但是 A 不能向 B 发送数据。
当 B 不再需要连接时，发送连接释放报文，FIN=1。
A 收到后发出确认，进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。
B 收到 A 的确认后释放连接。
四次挥手的原因
客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器会发送 FIN 连接释放报文。
TIME_WAIT
客户端接收到服务器端的 FIN 报文后进入此状态，此时并不是直接进入 CLOSED 状态，还需要等待一个时间计时器设置的时间 2MSL。这么做有两个理由：
确保最后一个确认报文能够到达。如果 B 没收到 A 发送来的确认报文，那么就会重新发送连接释放请求报文，A 等待一段时间就是为了处理这种情况的发生。
等待一段时间是为了让本连接持续时间内所产生的所有报文都从网络中消失，使得下一个新的连接不会出现旧的连接请求报文。
