关于tcp:TCP和UDP详解

本篇文章次要是从运输层协定概述、UDP、TCP、牢靠传输的工作原理、TCP 首部格局、TCP 牢靠传输的实现、TCP 流量管制、TCP 的拥塞管制、TCP 的连贯治理这几个方面进行解析。不对之处还望指出，喜爱的能够点赞关注一下，谢谢。

一、运输层协定概述

1. 过程之间的通信

• 从通信和信息处理的角度看，运输层向它下面的应用层提供通信服务，它属于面向通信局部的最高层，同时也是用户性能中的最低层。
• 当两台主机应用网络的外围局部的性能进行点对点通信的时候，只有位于边缘局部的主机的协定栈才有运输层，而网络外围的路由器在转发的时候只有用到下三层的性能。

利用过程之间的通信：

• 两个主机进行通信实际上就是两个主机中的利用过程相互通信。
• 利用过程之间的通信又称为端到端的通信。输层的一个很重要的性能就是复用和分用。应用层不同过程的报文通过不同的端口向下交到运输层，再往下就共用网络层提供的服务。
• “运输层提供利用过程间的逻辑通信”。“逻辑通信”的意思是：运输层之间的通信如同是沿程度方向传送数据。但事实上这两个运输层之间并没有一条程度方向的物理连贯。

运输层的次要性能：

• 运输层为利用过程之间提供端到端的逻辑通信（但网络层是为主机之间提供逻辑通信）。
• 运输层还要对收到的报文进行过错检测。
• 运输层须要有两种不同的运输协定，即面向连贯的 TCP 和无连贯的 UDP。

两种不同的运输协定：

• 运输层向高层用户屏蔽了上面网络外围的细节（如网络拓扑、所采纳的路由抉择协定等），它使利用过程看见的就是如同在两个运 - 输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。
• 当运输层采纳面向连贯的 TCP 协定时，只管上面的网络是不牢靠的（只提供尽最大致力服务），但这种逻辑通信信道就相当于一条全双工的牢靠信道。
• 当运输层采纳无连贯的 UDP 协定时，这种逻辑通信信道是一条不牢靠信道。

2. 运输层的两个次要协定

TCP/IP 的运输层有两个不同的协定：

• (1) 用户数据报协定 UDP(User Datagram Protocol)
• (2) 传输控制协议 TCP(Transmission Control Protocol)

TCP 与 UDP：

• 两个对等运输实体在通信时传送的数据单位叫作运输协定数据单元 TPDU (Transport Protocol Data Unit)。
• TCP 传送的数据单位协定是 TCP 报文段(segment)
• UDP 传送的数据单位协定是 UDP 报文或用户数据报。

• UDP 在传送数据之前不须要先建设连贯。对方的运输层在收到 UDP 报文后，不须要给出任何确认。尽管 UDP 不提供牢靠交付，但在某些状况下 UDP 是一种最无效的工作形式。
• TCP 则提供面向连贯的服务。TCP 不提供播送或多播服务。因为 TCP 要提供牢靠的、面向连贯的运输服务，因而不可避免地减少了许多的开销。这不仅使协定数据单元的首部增大很多，还要占用许多的处理机资源。

3. 运输层的端口

• 运行在计算机中的过程是用过程标识符来标记的。
• 运行在应用层的各种利用过程却不该当让计算机操作系统指派它的过程标识符。这是因为在因特网上应用的计算机的操作系统品种很多，而不同的操作系统又应用不同格局的过程标识符。
• 为了使运行不同操作系统的计算机的利用过程可能相互通信，就必须用对立的办法对 TCP/IP 体系的利用过程进行标记。

端口号(protocol port number)，简称为端口(port)：

• 解决这个问题的办法就是在运输层应用协定端口号(protocol port number)，或通常简称为端口(port)。
• 尽管通信的起点是利用过程，但咱们能够把端口设想是通信的起点，因为咱们只有把要传送的报文交到目标主机的某一个适合的目标端口，剩下的工作（即最初交付目标过程）就由 TCP 来实现。

软件端口与硬件端口:

• 在协定栈层间的形象的协定端口是软件端口。
• 路由器或交换机上的端口是硬件端口。
• 硬件端口是不同硬件设施进行交互的接口，而软件端口是应用层的各种协定过程与运输实体进行层间交互的一种地址。

TCP 的端口 :

• 端口用一个 16 位端口号进行标记。
• 端口号只具备本地意义，即端口号只是为了标记本计算机应用层中的各过程。在因特网中不同计算机的雷同端口号是没有分割的。

三类端口号：

• 熟知端口，数值个别为 0~1023。
• 注销端口号，数值为 1024~49151，为没有熟知端口号的应用程序应用的。应用这个范畴的端口号必须在 IANA 注销，以避免反复。
• 客户端口号或短暂端口号，数值为 49152~65535，留给客户过程抉择临时应用。当服务器过程收到客户过程的报文时，就晓得了客户过程所应用的动静端口号。通信完结后，这个端口号可供其余客户过程当前应用。

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二、用户数据报协定 UDP

1.UDP 概述

• UDP 只在 IP 的数据报服务之上减少了很少一点的性能，即端口的性能和过错检测的性能。
• 尽管 UDP 用户数据报只能提供不牢靠的交付，但 UDP 在某些方面有其非凡的长处。

UDP 的次要特点：

• UDP 是无连贯的，即发送数据之前不须要建设连贯。
• UDP 应用尽最大致力交付，即不保障牢靠交付，同时也不应用拥塞管制。
• UDP 是面向报文的。UDP 没有拥塞管制，很适宜多媒体通信的要求。
• UDP 反对一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
• UDP 的首部开销小，只有 8 个字节。

面向报文的 UDP：

• 发送方 UDP 对应用程序交下来的报文，在增加首部后就向下交付 IP 层。UDP 对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。
• 应用层交给 UDP 多长的报文，UDP 就照样发送，即一次发送一个报文。
• 接管方 UDP 对 IP 层交上来的 UDP 用户数据报，在去除首部后就一成不变地交付下层的利用过程，一次交付一个残缺的报文。
• 应用程序必须抉择适合大小的报文

• 用户数据报 UDP 有两个字段：数据字段和首部字段。首部字段有 8 个字节，由 4 个字段组成，每个字段都是两个字节。
• 在计算测验和时，长期把“伪首部”和 UDP 用户数据报连贯在一起。伪首部仅仅是为了计算测验和。

三、传输控制协议 TCP 概述

1.TCP 最次要的特点

• TCP 是面向连贯的运输层协定。
• 每一条 TCP 连贯只能有两个端点(endpoint)，每一条 TCP 连贯只能是点对点的（一对一）。
• TCP 提供牢靠交付的服务。
• TCP 提供全双工通信。
• 面向字节流。

留神：

• TCP 连贯是一条虚连贯而不是一条真正的物理连贯。
• TCP 对利用过程一次把多长的报文发送到 TCP 的缓存中是不关怀的。
• TCP 依据对方给出的窗口值和以后网络拥塞的水平来决定一个报文段应蕴含多少个字节（UDP 发送的报文长度是利用过程给出的）。
• TCP 可把太长的数据块划分短一些再传送。TCP 也可期待积攒有足够多的字节后再形成报文段发送进来。

2.TCP 的连贯

TCP 把连贯作为最根本的形象。

• 每一条 TCP 连贯有两个端点。
• TCP 连贯的端点不是主机，不是主机的 IP 地址，不是利用过程，也不是运输层的协定端口。TCP 连贯的端点叫做套接字 (socket) 或插口。
• 端口号拼接到(contatenated with) IP 地址即形成了套接字。
• 每一条 TCP 连贯惟一地被通信两端的两个端点（即两个套接字）所确定

四、牢靠传输工作原理

1. 进行期待协定

• 在发送完一个分组后，必须临时保留已发送的分组的正本。
• 分组和确认分组都必须进行编号。
• 超时计时器的重传工夫该当比数据在分组传输的均匀往返工夫更长一些。

• 应用上述的确认和重传机制，咱们就能够在不牢靠的传输网络上实现牢靠的通信。
• 这种牢靠传输协定常称为主动重传申请 ARQ (Automatic Repeat reQuest)。
• ARQ 表明重传的申请是主动进行的。接管方不须要申请发送方重传某个出错的分组。

毛病：

• 进行期待协定的长处是简略，但毛病是信道利用率太低。

流水线传输：

• 发送方可间断发送多个分组，不用每发完一个分组就停顿下来期待对方的确认。
• 因为信道上始终有数据不间断地传送，这种传输方式可取得很高的信道利用率。

2. 间断 ARQ 协定

累积确认:

• 接管方个别采纳累积确认的形式。即不用对收到的分组一一发送确认，而是对按序达到的最初一个分组发送确认，这样就示意：到这个分组为止的所有分组都已正确收到了。
• 累积确认有的长处是：容易实现，即便确认失落也不用重传。毛病是：不能向发送方反映出接管方曾经正确收到的所有分组的信息。

Go-back-N(回退 N):

• 如果发送方发送了前 5 个分组，而两头的第 3 个分组失落了。这时接管方只能对前两个分组收回确认。发送方无奈晓得前面三个分组的着落，而只好把前面的三个分组都再重传一次。
• 这就叫做 Go-back-N（回退 N），示意须要再退回来重传已发送过的 N 个分组。
• 可见当通信线路品质不好时，间断 ARQ 协定会带来负面的影响。

TCP 牢靠通信的具体实现:

• TCP 连贯的每一端都必须设有两个窗口——一个发送窗口和一个接管窗口。
• TCP 的牢靠传输机制用字节的序号进行管制。TCP 所有的确认都是基于序号而不是基于报文段。
• TCP 两端的四个窗口常常处于动态变化之中。
• TCP 连贯的往返工夫 RTT 也不是固定不变的。须要应用特定的算法估算较为正当的重传工夫。

五、TCP 报文段的首部格局

• 源端口和目标端口字段——各占 2 字节。端口是运输层与应用层的服务接口。运输层的复用和分用性能都要通过端口能力实现。
• 序号字段——占 4 字节。TCP 连贯中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。
• 确认号字段——占 4 字节，是冀望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。
• 数据偏移（即首部长度）——占 4 位，它指出 TCP 报文段的数据起始处间隔 TCP 报文段的起始处有多远。“数据偏移”的单位是 32 位字（以 4 字节为计算单位）。
• 保留字段——占 6 位，保留为今后应用，但目前应置为 0。
• 紧急 URG —— 当 URG  1 时，表明紧急指针字段无效。它通知零碎此报文段中有紧急数据，应尽快传送(相当于高优先级的数据)。
• 确认 ACK —— 只有当 ACK  1 时确认号字段才无效。当 ACK  0 时，确认号有效。
• 推送 PSH (PuSH) —— 接管 TCP 收到 PSH = 1 的报文段，就尽快地交付接管利用过程，而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。
• 复位 RST (ReSeT) —— 当 RST  1 时，表明 TCP 连贯中呈现重大过错（如因为主机解体或其余起因），必须开释连贯，而后再从新建设运输连贯。
• 同步 SYN —— 同步 SYN = 1 示意这是一个连贯申请或连贯承受报文。
• 终止 FIN (FINis) —— 用来开释一个连贯。FIN  1 表明此报文段的发送端的数据已发送结束，并要求开释运输连贯。
• 窗口字段 —— 占 2 字节，用来让对方设置发送窗口的根据，单位为字节。
• 测验和 —— 占 2 字节。测验和字段测验的范畴包含首部和数据这两局部。在计算测验和时，要在 TCP 报文段的后面加上 12 字节的伪首部。
• 紧急指针字段 —— 占 16 位，指出在本报文段中紧急数据共有多少个字节（紧急数据放在本报文段数据的最后面）。
• 选项字段 —— 长度可变。TCP 最后只规定了一种选项，即最大报文段长度 MSS。MSS (Maximum Segment Size)是 TCP 报文段中的数据字段的最大长度。数据字段加上 TCP 首部才等于整个的 TCP 报文段。前面 Tcp 又减少了其余的选项：
• 窗口扩充选项 ——占 3 字节，其中有一个字节示意移位值 S。新的窗口值等于 TCP 首部中的窗口位数增大到(16 + S)，相当于把窗口值向左挪动 S 位后取得理论的窗口大小。
• 工夫戳选项——占 10 字节，其中最次要的字段时间戳值字段（4 字节）和工夫戳回送答复字段（4 字节）。
• 抉择确认选项——在前面的 5.6.3 节介绍。
• 填充字段 —— 这是为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍。

六、TCP 牢靠传输的实现

1. 以字节为单位的滑动窗口

发送缓存与接管缓存的作用：

• 发送缓存用来临时寄存：
• 发送应用程序传送给发送方 TCP 筹备发送的数据；
• TCP 已发送出但尚未收到确认的数据。

• 接管缓存用来临时寄存：
• 按序达到的、但尚未被接管应用程序读取的数据；
• 不按序达到的数据。

须要强调三点：

• A 的发送窗口并不总是和 B 的接管窗口一样大（因为有肯定的工夫滞后）。
• TCP 规范没有规定对不按序达到的数据应如何解决。通常是先长期寄存在接管窗口中，等到字节流中所短少的字节收到后，再按序交付下层的利用过程。
• TCP 要求接管方必须有累积确认的性能，这样能够减小传输开销。

2. 超时重传工夫的抉择

• 重传机制是 TCP 中最重要和最简单的问题之一。
• TCP 每发送一个报文段，就对这个报文段设置一次计时器。只有计时器设置的重传工夫到但还没有收到确认，就要重传这一报文段。

加权均匀往返工夫：

• TCP 保留了 RTT 的一个加权均匀往返工夫 RTTS（这又称为平滑的往返工夫）。
• 第一次测量到 RTT 样本时，RTTS 值就取为所测量到的 RTT 样本值。当前每测量到一个新的 RTT 样本，就按下式从新计算一次 RTTS：新的 RTTS = (1 -a) (旧的 RTTS)+ a (新的 RTT 样本) (5-4)式中，0 < a < 1。若  很接近于零，示意 RTT 值更新较慢。若抉择 a 靠近于 1，则示意 RTT 值更新较快。
• R- FC 2988 举荐的 a 值为 1/8，即 0.125。

超时重传工夫 RTO:

• RTO 应略大于下面得出的加权均匀往返工夫 RTTS。
• RTO = RTTS + 4 * RTTD
• RTTD 是 RTT 的偏差的加权平均值。
• RFC 2988 倡议这样计算 RTTD。第一次测量时，RTTD 值取为测量到的 RTT 样本值的一半。在当前的测量中，则应用下式计算加权均匀的 RTTD：
• 新的 RTTD = (1 – b) (旧的 RTTD) + b |RTTS – 新的 RTT 样本 |
• b 是个小于 1 的系数，其推荐值是 1/4，即 0.25。

Karn 算法：在计算均匀往返工夫 RTT 时，只有报文段重传了，就不采纳其往返工夫样本。这样得出的加权均匀均匀往返工夫 RTTS 和超时重传工夫 RTO 就较精确。修改的 Karn 算法：

• 报文段每重传一次，就把 RTO 增大一些：
• 新的 RTO = y * (旧的 RTO)
• 系数 y 的典型值是 2。
• 当不再产生报文段的重传时，才依据报文段的往返时延更新均匀往返时延 RTT 和超时重传工夫 RTO 的数值。
• 实践证明，这种策略较为正当。

3. 抉择确认 SACK

• 接管方收到了和后面的字节流不间断的两个字节块。
• 如果这些字节的序号都在接管窗口之内，那么接管方就先收下这些数据，但要把这些信息精确地通知发送方，使发送方不要再反复发送这些已收到的数据。

七、TCP 的流量管制

1. 利用滑动窗口实现流量管制

• 一般说来，咱们总是心愿数据传输得更快一些。但如果发送方把数据发送得过快，接管方就可能来不及接管，这就会造成数据的失落。
• 流量管制 (flow control) 就是让发送方的发送速率不要太快，既要让接管方来得及接管，也不要使网络产生拥塞。
• 利用滑动窗口机制能够很不便地在 TCP 连贯上实现流量管制。

继续计时器：

• TCP 为每一个连贯设有一个继续计时器。
• 只有 TCP 连贯的一方收到对方的零窗口告诉，就启动继续计时器。
• 若继续计时器设置的工夫到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带 1 字节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了当初的窗口值。
• 若窗口依然是零，则收到这个报文段的一方就从新设置继续计时器。
• 若窗口不是零，则死锁的僵局就能够突破了。

2. 必须思考传输效率

能够用不同的机制来管制 TCP 报文段的发送机会:

• 第一种机制是 TCP 维持一个变量，它等于最大报文段长度 MSS。只有缓存中寄存的数据达到 MSS 字节时，就组装成一个 TCP 报文段发送进来。
• 第二种机制是由发送方的利用过程指明要求发送报文段，即 TCP 反对的推送 (push) 操作。
• 第三种机制是发送方的一个计时器期限到了，这时就把以后已有的缓存数据装入报文段（但长度不能超过 MSS）发送进来。

八、TCP 的拥塞管制

1. 拥塞管制的个别原理

• 在某段时间，若对网络中某资源的需要超过了该资源所能提供的可用局部，网络的性能就要变坏——产生拥塞(congestion)。
• 呈现资源拥塞的条件：
• 对资源需要的总和 > 可用资源
• 若网络中有许多资源同时产生拥塞，网络的性能就要显著变坏，整个网络的吞吐量将随输出负荷的增大而降落。

拥塞管制与流量管制的关系：

• 拥塞管制所要做的都有一个前提，就是网络可能接受现有的网络负荷。
• 拥塞管制是一个全局性的过程，波及到所有的主机、所有的路由器，以及与升高网络传输性能无关的所有因素。
• 流量管制往往指在给定的发送端和接收端之间的点对点通信量的管制。
• 流量管制所要做的就是克制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接管。

拥塞管制的个别原理：

• 拥塞管制是很难设计的，因为它是一个动静的（而不是动态的）问题。
• 以后网络正朝着高速化的方向倒退，这很容易呈现缓存不够大而造成分组的失落。但分组的失落是网络产生拥塞的征兆而不是起因。
• 在许多状况下，甚至正是拥塞管制自身成为引起网络性能好转甚至产生死锁的起因。这点应特地引起器重。

开环管制和闭环控制：

• 开环管制办法就是在设计网络时当时将无关产生拥塞的因素考虑周到，力求网络在工作时不产生拥塞。
• 闭环控制是基于反馈环路的概念。属于闭环控制的有以下几种措施：
• 监测网络系统以便检测到拥塞在何时、何处产生。
• 将拥塞产生的信息传送到可采取行动的中央。
• 调整网络系统的运行以解决呈现的问题。

2. 几种拥塞管制办法

1. 慢开始和拥塞防止

• 发送方维持一个叫做拥塞窗口 cwnd (congestion window)的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞水平，并且动静地在变动。发送方让本人的发送窗口等于拥塞窗口。如再思考到接管方的接管能力，则发送窗口还可能小于拥塞窗口。
• 发送方管制拥塞窗口的准则是：只有网络没有呈现拥塞，拥塞窗口就再增大一些，以便把更多的分组发送进来。但只有网络呈现拥塞，拥塞窗口就减小一些，以缩小注入到网络中的分组数。

慢开始算法的原理：

• 在主机刚刚开始发送报文段时可先设置拥塞窗口 cwnd = 1，即设置为一个最大报文段 MSS 的数值。
• 在每收到一个对新的报文段的确认后，将拥塞窗口加 1，即减少一个 MSS 的数值。
• 用这样的办法逐渐增大发送端的拥塞窗口 cwnd，能够使分组注入到网络的速率更加正当。

传输轮次：

• 应用慢开始算法后，每通过一个传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就加倍。
• 一个传输轮次所经验的工夫其实就是往返工夫 RTT。
• “传输轮次”更加强调：把拥塞窗口 cwnd 所容许发送的报文段都间断发送进来，并收到了对已发送的最初一个字节的确认。
• 例如，拥塞窗口 cwnd = 4，这时的往返工夫 RTT 就是发送方间断发送 4 个报文段，并收到这 4 个报文段的确认，总共经验的工夫。

设置慢开始门限状态变量 ssthresh：

• 慢开始门限 ssthresh 的用法如下：
• 当 cwnd < ssthresh 时，应用慢开始算法。
• 当 cwnd > ssthresh 时，停止使用慢开始算法而改用拥塞防止算法。
• 当 cwnd = ssthresh 时，既可应用慢开始算法，也可应用拥塞防止算法。
• 拥塞防止算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 迟缓地增大，即每通过一个往返工夫 RTT 就把发送方的拥塞窗口 cwnd 加 1，而不是加倍，使拥塞窗口 cwnd 按线性法则迟缓增长。

当网络呈现拥塞时：

• 无论在慢开始阶段还是在拥塞防止阶段，只有发送方判断网络呈现拥塞（其依据就是没有按时收到确认），就要把慢开始门限 ssthresh 设置为呈现拥塞时的发送方窗口值的一半（但不能小于 2）。
• 而后把拥塞窗口 cwnd 从新设置为 1，执行慢开始算法。
• 这样做的目标就是要迅速缩小主机发送到网络中的分组数，使得产生拥塞的路由器有足够工夫把队列中积压的分组处理完毕。

加法增大：“加法增大”是指执行拥塞防止算法后，在收到对所有报文段的确认后（即通过一个往返工夫），就把拥塞窗口 cwnd 减少一个 MSS 大小，使拥塞窗口迟缓增大，以防止网络过早呈现拥塞。“拥塞防止”并非指齐全可能防止了拥塞。利用以上的措施要完全避免网络拥塞还是不可能的。“拥塞防止”是说在拥塞防止阶段把拥塞窗口管制为按线性法则增长，使网络比拟不容易呈现拥塞。2. 快重传和快复原

• 快重传算法首先要求接管方每收到一个失序的报文段后就立刻收回反复确认。这样做能够让发送方及早晓得有报文段没有达到接管方。
• 发送方只有一连收到三个反复确认就该当立刻重传对方尚未收到的报文段。
• 不难看出，快重传并非勾销重传计时器，而是在某些状况下可更早地重传失落的报文段。

快复原算法：

• (1) 当发送端收到间断三个反复的确认时，就执行“乘法减小”算法，把慢开始门限 ssthresh 减半。但接下去不执行慢开始算法。
• (2)因为发送方当初认为网络很可能没有产生拥塞，因而当初不执行慢开始算法，即拥塞窗口 cwnd 当初不设置为 1，而是设置为慢开始门限 ssthresh 减半后的数值，而后开始执行拥塞防止算法（“加法增大”），使拥塞窗口迟缓地线性增大。

发送窗口的上限值：

• 发送方的发送窗口的上限值该当取为接管方窗口 rwnd 和拥塞窗口 cwnd 这两个变量中较小的一个，即应按以下公式确定：发送窗口的上限值 =Min [rwnd, cwnd] (5-8)
• 当 rwnd < cwnd 时，是接管方的接管能力限度发送窗口的最大值。
• 当 cwnd < rwnd 时，则是网络的拥塞限度发送窗口的最大值。

九、TCP 的运输连贯治理

1. 运输连贯的三个阶段

• 运输连贯就有三个阶段，即：连贯建设、数据传送和连贯开释。运输连贯的治理就是使运输连贯的建设和开释都能失常地进行。
• 连贯建设过程中要解决以下三个问题：
• 要使每一方可能确知对方的存在。
• 要容许单方协商一些参数（如最大报文段长度，最大窗口大小，服务质量等）。
• 可能对运输实体资源（如缓存大小，连贯表中的我的项目等）进行调配。

客户 - 服务器形式：

• TCP 连贯的建设都是采纳客户服务器形式。
• 被动发动连贯建设的利用过程叫做客户(client)。
• 被动期待连贯建设的利用过程叫做服务器(server)。

• A 的 TCP 向 B 收回连贯申请报文段，其首部中的同步位 SYN = 1，并抉择序号 seq = x，表明传送数据时的第一个数据字节的序号是 x。
• B 的 TCP 收到连贯申请报文段后，如批准，则发回确认。B 在确认报文段中应使 SYN = 1，使 ACK = 1，其确认号 ack = x  1，本人抉择的序号 seq = y。
• A 收到此报文段后向 B 给出确认，其 ACK = 1，确认号 ack = y  1。A 的 TCP 告诉下层利用过程，连贯曾经建设。
• B 的 TCP 收到主机 A 的确认后，也告诉其下层利用过程：TCP 连贯曾经建设。

2.TCP 的开释

• 数据传输完结后，通信的单方都可开释连贯。当初 A 的利用过程先向其 TCP 收回连贯开释报文段，并进行再发送数据，被动敞开 TCP 连贯。A 把连贯开释报文段首部的 FIN = 1，其序号 seq = u，期待 B 的确认。
• B 收回确认，确认号 ack = u  1，而这个报文段本人的序号 seq = v。TCP 服务器过程告诉高层利用过程。从 A 到 B 这个方向的连贯就开释了，TCP 连贯处于半敞开状态。B 若发送数据，A 仍要接管。
• 若 B 曾经没有要向 A 发送的数据，其利用过程就告诉 TCP 开释连贯。
• A 收到连贯开释报文段后，必须收回确认。
• 在确认报文段中 ACK = 1，确认号 ack  w  1，本人的序号 seq = u + 1。TCP 连贯必须通过工夫 2MSL 后才真正开释掉。

A 必须期待 2MSL 的工夫：

• 第一，为了保障 A 发送的最初一个 ACK 报文段可能达到 B。
• 第二，避免“已生效的连贯申请报文段”呈现在本连贯中。A 在发送完最初一个 ACK 报文段后，再通过工夫 2MSL，就能够使本连贯继续的工夫内所产生的所有报文段，都从网络中隐没。这样就能够使下一个新的连贯中不会呈现这种旧的连贯申请报文段。