TCP和UDP协议；TCP的各种机制（面向连接的可靠服务、序号、确认、窗口、拥塞控制等），TCP传输连接管理，TCP的有限状态机。
传输层传输的数据单位是segment，TCP中叫报文段，UDP中叫用户数据报。
运输层向它上面的应用层提供通信服务。
它是面向通信的最高层，同时也是用户功能的最底层。通信子网中没有运输层，运输层只存在于通信子网外的主机中。
TCP/IP体系中的传输层
端口
TCP和UDP都使用了端口（port）与应用进程进行通信。复用和分用都需要端口才能实现。端口用16 bit端口号进行标识。
网络层为主机之间提供逻辑通信，而传输层为应用进程之间提供端到端逻辑通信。
应用层程序固定使用的熟知端口（well-known port）：
| 应用程序 | FTP | TELNET | SMTP | DNS | TFTP | HTTP | SNMP | SNMP(trap) |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 熟知端口 | 21 | 23 | 25 | 53 | 69 | 80 | 161 | 162 |
插口
TCP连接的端点称为插口（socket，套接字、套接口）。对于无连接的UDP，虽然相互通信的进程之间没有虚连接，但发送端和接收端也有端口，同样有插口概念。
应用和应用层协议主要使用的传输层协议（UDP和TCP协议）
| 应用 | 应用层协议 | 传输层协议 |
|---|---|---|
| 名字转换 | DNS | UDP |
| 简单文件传送 | TFTP | UDP |
| 路由选择（网络层） | RIP | UDP |
| IP地址配置 | BOOTP, DHCP | UDP |
| 网络管理 | SNMP | UDP |
| 远程文件服务器 | NFS | UDP |
| IP电话 | 专用协议 | UDP |
| 流式多媒体信息 | 专用协议 | UDP |
| 多播（网络层） | IGMP | UDP |
| 电子邮件 | SMTP | TCP |
| 远程终端接入 | TELNET | TCP |
| 万维网 | HTTP | TCP |
| 文件传送 | FTP | TCP |
UDP/TCP与应用层之间的端口都是用报文队列来实现的，客户端或服务器端各有一个出队列和入队列。
UDP（user datagram protocol，用户数据报协议）
特点
（1） 发送数据前不需要建立连接，减少了开销和发送数据之前的时延；
（2） 不使用拥塞控制，因此网络拥塞不会使源主机的发送速率降低；
（3） 也不保证可靠交互，因此主机不需要维持具有许多参数的复杂状态表；
（4） UDP首部8字节，比TCP首部20字节少。IP数据报的协议字段中，UDP的协议号为17。
（5） UDP是在IP数据报的基础上增加了端口（有了端口，就能进行复用和分用）和差错检测功能。
报文队列
为了对UDP的不可靠传输进行适量改进以减少数据的丢失，可以使用向前纠错或重传已丢失的报文。
UDP与应用程序之间的端口都是用报文队列来实现的。下图以UDP使用TFTP（简单文件传输协议）为例。
TFTP服务器一直在运行，等待TFTP客户服务器的请求。服务器端使用熟知端口号69（TFTP）。当客户进程启动时，操作系统就请求一个临时分配的端口号，然后操作系统为该进程创建两个队列：出队列和入队列。客户进程将报文发至出队列，加上UDP首部，然后发送至IP（网络）层。出队列有可能溢出，则操作系统通知应用层的TFTP进程暂停发送。
客户进程接收来自IP层的报文时，先判断是否是目的端口号，如不正确就丢弃该报文，并请ICMP发送“端口不可达”差错报文给服务器端；若目的端口号正确，则UDP将收到的报文放在入队列队尾，客户进程按队列的先后顺序将其一并取走。入队列也可能发生队列溢出，如果溢出则丢弃但不通知对方，这里没有流量控制机制来通知对方降低发送速率，并请ICMP发送“端口不可达”差错报文给服务器。
UDP首部格式
UDP计算检验和的方式和IP数据报首部检验和的方法类似。不同之处在于IP数据报只检验IP数据报的首部，而UDP是将首部和数据部分一起都检验。而由于UDP数据报是在IP数据报的开头添加的UDP数据报首部，所以UDP的检验和既检查了UDP用户数据报的源端口号和目的端口号以及用户数据报的数据部分，又检查了IP数据报的源IP地址和目的IP地址。
伪首部：只是为了计算校验和而存在，并不真实存在。
TCP（transfer control protocol，传输控制协议）
TCP报文段首部（20字节<=TCP首部长度<=60字节）
TCP提供全双工的可靠的交互服务。
在IP数据报协议字段中，TCP协议号为6。
TCP报文段的全部功能都体现在TCP首部各字段中。
源端口和目的端口
各占2个字节。端口是传输层和应用层之间的接口，传输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。
序号
占4个字节。TCP是面向数据流的，把TCP连接中的每个数据流都编上序号，其中序号值是本报段发送的第一个字节的序号。如一个报文段序号字段值为201，所携带的数据有100字节，则数据的最后一个字节的序号为300，而下一个报文的序号字段值为301。
确认号
占4个字节。确认号字段的内容是期望收到的下一个报文段序号字段值。如A收到了一段报文，序号值为201，数据长度为100，则最后一个字节的序号为300，则确认号为301。与ACK比特位配合使用，ACK=1时确认字段才有效。
若发送M0，接收端收到后发回ACK1（携带了接收端的数据，表明期望收到下一个报文M1）。（与后面的快重传算法对比，发送M0，接收端收到后立即发送ACK0，而不是在自己需要发送数据时才将ACK捎带上。注意收到一个ACKn，表明前面的n个数据都收到了。）
数据偏移
占4 bit。由于TCP报文首部长度不固定，数据偏移字段指出了TCP报文数据起始距报文起始处有多远。由于4 bit所能表示的最大值为15，因此数据偏移的最大值为60字节，即TCP首部的最长长度。
保留
特殊的比特位
a. URG（紧急比特位，urgent） URG=1，表示有紧急数据，需要优先发送。如若要取消该程序，从键盘发出中断命令Ctrl C。URG与紧急指针字段配合使用。紧急指针指出本报文中最后一个紧急数据的字节序号。
b. ACK（确认比特位，acknowledge）
c. PSH（推送比特位，push）当两个应用进程进项交互式通信时，有时一端应用进程希望在键入一个命令后能够立刻得到对方的回应，而不需要整个缓存满再向上交付。
d. RST（复位比特位，reset）RST=1表明TCP连接中出现严重差错，需要释放连接，重新建立TCP连接；也可用于拒绝一个非法报文或拒绝打开一个连接。
e. SYN（同步比特位，synchronize）在连接建立时用来同步序列。
若SYN=1, ACK=0，表明这是一个请求连接报文段；若对方同意连接请求，则在响应报文段中使SYN=1, ACK=1。
f. FIN（终止比特位，final）FIN=1，释放连接，此报文段的数据发送完毕，要求释放传输连接。
窗口
占2个字节。即滑动窗口，用来控制对方发送数据量，单位为字节。计算机网络通常是根据接收端的接收能力来控制发送端的数量。若A确定自己的接收能力（窗口值）大小为WIN，则A发送给B的报文段中应该写入WIN的值。
检验和
占2个字节。
选项
选项字段的长度可变，它规定了MSS（maximum segment size，最大报文长度），没有用此字段时，默认首部长度为20字节。
若TCP报文非常长，则在IP层传输时可能要分成多个片，容易出错，也使开销增大。在连接建立时双方都把自己的MSS写入报文，取较小的那个（报文长=首部长+MSS长）。默认536字节，则主机所能接收的报文长为536+20=556。
TCP的数据编号与确认
TCP传输的可靠是因为使用了序号与确认。TCP发送一段报文，它同时在自己的重传队列中存放一个副本，若收到ACK，则删除该副本。
由于TCP连接能提供全双工通信，因此通信中的每一方都不必专门发送确认字段，而只是在传送数据时顺便把确认信息捎带传送，这样可以提高传输效率。
TCP有三种机制控制报文段的发送：
a. TCP维护一个MSS变量，当发送缓存从发送进程中得到的数据量达到MSS字节，则组装成TCP报文段发送出去；
b. TCP的PSH=1（推送）操作；
c. 发送端计时器到了。
如何控制发送报文段的时机：使用Negle算法。先发送一个字符，得到确认后再将缓存中的数据组装成报文段发送出去；在收到对前一个报文段的确认才继续发送下一个报文段。算法还规定，当到达的字符以达到窗口的一半或达到MSS，则立即发送。但Negle算法容易导致糊涂窗口综合征（silly window syndrome）。
TCP的流量控制和拥塞控制
采用可变的滑动窗口进行流量控制，窗口大小为字节。TCP报文段首部的窗口字段就是给对方设置窗口数值的上限。
发送窗口在连接建立时由双方商定，但在同信道过程中，接收端可以根据自己的资源情况，随时动态地控制发送端的窗口大小。
传输层拥塞控制算法：慢开始（slow-start）、拥塞避免（congestion avoidance）、快重传（fast retransmit）、快恢复（fast recovery）
慢开始和拥塞避免
接收窗口（rwnd，receiver window）是来自接收端的流量控制，是接收端根据目前缓存的大小所许诺的最新窗口值；
拥塞窗口（cwnd，congestion window）是来自发送端的流量控制，是发送端根据自己的流量拥塞情况而设置的窗口值。
发送窗口是取接收窗口和拥塞窗口中的最小值，即t_wnd = min{rwnd, cwnd}。
a. 慢开始算法
由小到大逐步增大拥塞窗口（cwnd）的值。通常先将cwnd设置为MSS（最大报文段），每接收到一个新报文段的ACK，则将cwnd增大一个MSS数值。这样做使分组注入到网络的速率更加合理。但这样做容易导致cwnd增长过快，cwnd的大小是按指数增长的。
例：在一开始，先将cwnd=1，发送第一个报文M0，接收端收到后发回ACK1（表示期望收到的下一个报文为M1）。发送端收到ACK1后，将cwnd+1，于是就可以发送两个报文M1和M2。接收端收到后发回ACK3和ACK4，发送端接收到ACK3和ACK4后，又将自己的cwnd+1+1，即每收到一个ACK，cwnd就加1。
b. 拥塞避免算法
发送端的cwnd（拥塞窗口）每经过一次RTT（round trip time，往返时延）就增加一个MSS大小（拥塞避免算法也叫“加法增大”）。这种cwnd大小的增长是线性的，比慢开始算法的拥塞窗口增长速率慢得多。
c. 慢开始和拥塞避免算法的结合
为了防止拥塞窗口的快速增长引起网络拥塞，需要设置ssthresh（slow start threshold，慢开始门限）。
若cwnd < ssthresh，使用慢开始算法；
若cwnd > ssthresh，使用拥塞避免算法；
若cwnd = ssthresh，两种算法都可以。
无论在慢开始阶段还是拥塞避免阶段，只要出现了网络拥塞（即网络出现超时），就将ssthresh（慢开始门限）的值减小到一半（但不能小于2）（这一步也叫“乘法减小”）；然后cwnd=1（拥塞窗口降为1），重新开始慢开始算法。（这样做的缺点是网络不能很快地恢复到正常状态。）
快重传和快恢复
慢开始和拥塞避免算法是TCP中最早使用的拥塞控制算法。有时在TCP连接中国会出现一种情况：发送端发送的Mn数据丢失，接收端只能返回ACK(n-1)，若此时为Mn设置的超时定时没有到，发送端继续发送后面的数据，会出现接收端返回多个ACK(n-1)的情况，直到Mn的超时定时器到了才重传Mn，为了避免这种情况，又增加了两个新的算法。
a. 快重传算法
发送端只要收到n个（一般为3个）重复的ACK即可判定有报文段丢失了，就应该立即重传丢失的报文段，而不是等待这个报文段的超时定时器到了。快重传算法在某些情况下可以更早地重传丢失的报文段。
b. 快恢复算法
前面的慢开始和拥塞避免算法中，只要出现网络拥塞，就将cwnd（拥塞窗口）降为1，然后执行慢开始算法，其缺点是网络不能很快地恢复到正常工作状态。
a） 建立TCP连接时使用慢开始算法；
b） 当发送端收到n个重复ACK时，就将ssthresh（慢开始门限）的值减小到一半（但不能小于2）；
c） 然后cwnd=ssthresh+n*MSS（拥塞窗口增大了n*MSS），重新开始慢开始算法；（这样做是因为已经有n个分组离开了网络，因此拥塞窗口扩大并不会加剧网络拥塞。而拥慢开始和拥塞避免算法中是将cwnd降为1。）
d） 若发送窗口值还允许发送报文段，则按拥塞避免算法继续发送报文段；
e） 若收到了确认新报文的ACK，则将cwnd缩小到ssthresh。
TCP的重传机制
TCP每发送一个报文，就对这个报文设置一次定时器，当定时器设置的重传时间到了但还没有收到确认，则重传这一段报文。
报文段的往返时延：报文发出时间与收到相应确认报文的时间之差。平均RTT（round trip time，往返时延）：
平均RTT=a*旧的RTT+(1-a)新的往返时延样本
运输层使用一种自适应算法设置RTO（retransmission time-out，超时重传时间）：
RTO=b*RTT（其中b>1，通常取2）
TCP的传输连接管理
TCP是面向连接的，因此传输连接分三个阶段：建立连接、数据传送、释放连接。
TCP的连接和建立是采用客户-服务器方式。SYN同步比特位，SEQ报文序列号，ACK确认号（表示期望A发送的下一个报文段序号字段的值）
三次握手建立连接
四次挥手释放连接
具体三次握手和四次挥手过程请见：TCP的三次握手和四次挥手
TCP的有限状态机
为了管理因特网，在网络管理中心设有管理信息库（MIB，management information base），里面存放着各主机的TCP连接表（connection table），如下
有限状态机：TCP可能处于的状态和各状态可能发生的变迁，如下
其中粗实线表示对客户进程的正常变迁，粗虚线表示对服务进程的正常变迁，细线箭头表示非正常变迁。