本文是看王道和计算机网络微课堂所写，不过关于三次握手，四次挥手推荐大家看这篇文章，写得比较详细 https://www.cnblogs.com/biehongli/p/11964057.html
传输层是只有主机才有的层次
在五层体系中，传输层可以为应用层提供通信服务，也可以使用网络层的服务。
接下来看看传输层的功能:
①传输层提供进程和进程之间的逻辑通信(网络层提供的是主机之间的逻辑通信)
②复用和分用
举个生活中的例子来说明一下复用和分用。
比如说你们家有好多人同时都想要写信给你们的朋友，你们可以把信放在家门口的信箱，邮局会派人把信收集起来，收集完后，会派发出去，这就类似于复用
接下来说明一下分用
当各自写的信都收到了回复，信都 会放在门口的信箱中，然后我们取出来，分发给具体的每一个人，这就类似于分用
③传输层对收到的报文进行差错检测
④传输层的两种协议:TCP(可靠传输),UDP(不可靠传输)
先来回顾一下传输层的复用和分用这两个功能
复用:应用层所有的应用进程都可以通过传输层再传输到网络层
分用:传输层从网络层收到数据后交付发指明的应用进程
怎么指明应用进程呢？
在网络层和链路层，对于一个主机来说，我们如果想要发送信息给它，只需要网络地址和IP地址，找到对应的网络后，我们就得根据它对应MAC地址定位到具体哪一个主机，找到主机后，我们还得找到是这台主机的哪一个进程，这就涉及到传输层的问题,端口
端口(软件端口，是看不见摸不着的)是传输层的SAP，标识主机中的应用进程
端口号只有本地意义，它是为了标识本计算机应用层中的各个进程，在因特网中不同计算机的相同端口是没用联系的
端口号长度为16bit,能表示65535个不同的端口号
IP数据报首部中协议字段的值，表名了IP数据报数据载荷部分封装的是何种数据单元
17就是IP数据报首部的协议字段
在UDP伪首部中，包含32位源IP地址，32位目的IP地址，8位协议，16位UDP长度。通过伪首部的校验，UDP可以确定该数据报是不是发给本机的，通过首部协议字段，UDP可以确认有没有误传。
参与一条TCP连接的两个进程中的任何一个都鞥终止该连接，连接结束后，主机中的资源(缓存和变量)将被释放
在上面的图片中，左边是发送方，右边是接收方，发送方有多个报文段，首先发送方发送第一个报文段给接收方，也就是1，2，3字节构成的报文段，发过去以后，接收方就收到了，并且把它存储在自己的TCP缓存当中，并且寻找一个合适的时机把缓存中的报文段提交到上层，提交给应用层。
此时发送方的TCP缓存当中仍然有1，2，3字节构成的报文段，因为报文在发送过程可能出现丢失的情况，就导致接收方接收不到发送方发送的报文段，接收方就会要求发送方重传。因为接收方为了保证可靠传输，就必须保证发送方发送的信息它都能按序完整的接收到.所以这个报文段要在发送方的缓存中一直存在，直到接收方告诉发送方，它已经完整收到了，这样，发送方才可以把这个报文从缓存中删除。
那么发送方怎么样才能知道接收方完整而且正确的接收到呢?这就需要依靠我们的确认机制
接收方接收到报文段后，就会返回一个确认报文段，这个报文段是在合适的时候进行确认，我们一般是采用累积确认的方式，接收方在合适的时候发送一个只是起到确认作用的报文段。有的时候，接收方也可以在自己有信息发送的时候，把确认信息捎带上，也就是捎带确认
假设接收方发送的是一个只有确认功能的报文段
确认字段就是期待收到的下一个字节，刚刚接收方已经接收到1，2，3字节组成的报文段，那么接下来它就希望收到的是4字节开始的报文段
当发送方接收到了确认字段，就知道接收到已经接收到了自己刚刚发送的报文段，此时，它就可以把刚刚发送的报文段从自己的TCP缓存中删除
接下来，发送方就可以继续发送后面的报文段，比如发送4，5，6的报文段和7，8的报文段，可能因为网络的原因，此时，接收到只有接收到7，8组成的报文段
为了实现可靠传输，接收方会使用累计确认的方法
发送方接收到了确认报文后，就知道要重传4号报文段
TCP重传
确认重传不分家，TCP的发送方在规定时间(重传时间)内没有收到确认就要重传已经发送的报文段，这叫超时重传.
TCP的下层是互连网的环境，发送的报文段可能只经过一个高速率的局域网，也有可能是经过多个低速率的网络，每一个IP数据报选择的路由也是不一样的，取决于当时的网络，这就导致对于一个发送方来说，它发送的很多报文段走的路径不一样，经过的时间也不一样。
如果重传时间设置很短，就会导致很多报文不必要的重传
如果重传时间设置很长，会导致网络空闲的时间很长，减少传输效率。
TCP采用自适应算法，动态改变重传时间RTTs(加权平均往返时间)
这个时候，主机A不能发送报文给B，直到主机B重鑫发送一个新的窗口值，也就是B主机在接收缓存腾出位置，把缓存的一些数据上交给上层的应用层后，才可以继续接收数据，这个时候主机B给主机A发送一个接收窗口为400的报文段，但是这个报文段在发送的过程丢失了，A就会一直处于等待的状态，等待B可以发送一个让它可以继续发送数据的通知，B也一直在等待，等待A给它发送数据，因为B已经发送了通知，如果没有其他的措施的话，主机A和主机B就会一直等待，类似于操作系统的死锁。接下来看看采取什么方法解决这个问题
传输轮次是指发送方给接收方发送数据报文段后，接收方给发送方发回想应的确认报文段，一个传输轮次经历的时间其实就是往返时间(不是固定数值)
在TCP双方建立逻辑连接关系时，拥塞窗口的值被设置为1，传输轮次为0的拥塞窗口为1，此外，我们还得设置慢开始门限的初始值，假设为16。
在执行慢开始算法的时候，发送方每收到一个对新报文段的确认时，就把拥塞窗口值加1，然后开始下一轮的传输。
当拥塞窗口值增加到慢开始门限值时，就改为执行拥塞避免算法。由于发送方当前拥塞窗口值是1，而发送窗口值等于拥塞窗口值，所以发送方当前只能发送一个TCP数据报文段。换句话说，拥塞窗口是几，就能发送几个数据报文段
发送方收到后，把拥塞窗口中修改为16，此时，发送方的拥塞窗口值已经增大到了慢开始门限值，之后，我们要改用拥塞避免算法，也就是每个传输轮次结束后，拥塞窗口值只能线性加1，而不像慢开始算法那样，每个传输轮次结束后，拥塞窗口值按照指数规律增大
中间的过程类似，不再一一演示
由于部分报文段丢失，这就会导致超时重传
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