运输层-TCP连接建立过程
三次握手
a—>b:第一次握手，a问b你能听到吗(a发起，b等待)
b—>a:第二次握手，b回答能听到，并反问a能听到吗
a—>b:第三次握手，a回答b，能听到，连接建立
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目的：保证收发双方都在线。
三次握手的主要过程
最开始时，客户端和服务器都在CLOSED可用状态，开始建立TCP连接之前，服务器端的一个端口已经被被动打开（Passive open），用于监听来自客户端的请求。客户端的端口可以主动打开（Active open），用于发起TCP连接。
客户端向服务器端发送SYN报文段，不携带任何数据，SYN标志位（Flag）置1，包的序号为客户端的ISN（Initial Sequence Number），包发出后，客户端进入SYN_SEND状态，客户端知晓客户端的发包能力正常；
第二次握手服务端接收客户端发来的连接请求，以SYN+ACK报文段做出回应，包的SYN标志位置1，ACK标志位置1，序号为服务端的ISN（与客户端的ISN不同），确认码为客户端的ISN加1，包发出后，服务端进入SYN_RCVD状态，服务端知晓客户端的发包能力正常、服务端的发包能力正常，服务器的收包能力正常；
第三次握手客户端接收服务端发来的响应，以ACK报文段做出回应，这个报文段里可能包含数据，包的ACK置1，序号为客户端的ISN+1，确认码为服务端的ISN+1，此包发出后，客户端转为ESTABLISHED状态，客户端知晓服务端的发包能力正常，服务端的收包能力正常、客户端的收包能力正常。服务器接收到这个包后，也进入ESTABLISHED状态，服务端知晓客户端的收包能力正常，至此TCP连接被成功建立，可以进行数据传输。
为了实现可靠传输，发送方和接收方始终需要同步( SYNchronize )序号。需要注意的是，序号并不是从 0 开始的，而是由发送方随机选择的初始序列号 ( Initial Sequence Number, ISN )开始 。由于 TCP 是一个双向通信协议， 通信双方都有能力发送信息， 并接收响应。因此，通信双方都需要随机产生一个初始的序列号，并且把这个起始值告诉对方。在这个过程中需要三次握手。
四次挥手过程
客户端和服务器均可以发起挥手，但是一般是客户端发起。
STEP1：客户端向服务器发送TCP FIN控制报文段（segment）
STEP2：服务器接收到客户端的FIN报文段，确认并发送ACK报文段，关闭连接发送FIN
STEP3：客户端接收到服务器的FIN报文段，确认并发送ACK报文段
进入等待状态，如果再收到FIN则重新发送ACK，确保能够正常关闭连接。
STEP4：服务器接收到客户端的ACK报文段，关闭连接
把客户端比作男孩，服务器比作女孩。通过他们的分手来说明“四次挥手”过程(举例而已）。
“第一次挥手”：日久见人心，男孩发现女孩变成了自己讨厌的样子，忍无可忍，于是决定分手，随即写了一封信告诉女孩。
“第二次挥手”：女孩收到信之后，知道了男孩要和自己分手，怒火中烧，心中暗骂：你算什么东西，当初你可不是这个样子的！于是立马给男孩写了一封回信：分手就分手，给我点时间，我要把你的东西整理好，全部还给你！
男孩收到女孩的第一封信之后，明白了女孩知道自己要和她分手。随后等待女孩把自己的东西收拾好。
“第三次挥手”：过了几天，女孩把男孩送的东西都整理好了，于是再次写信给男孩：你的东西我整理好了，快把它们拿走，从此你我恩断义绝！
“第四次挥手”：男孩收到女孩第二封信之后，知道了女孩收拾好东西了，可以正式分手了，于是再次写信告诉女孩：我知道了，这就去拿回来！
这里双方都有各自的坚持。
女孩自发出第二封信开始，限定一天内收不到男孩回信，就会再发一封信催促男孩来取东西！
男孩自发出第二封信开始，限定两天内没有再次收到女孩的信就认为，女孩收到了自己的第二封信；
若两天内再次收到女孩的来信，就认为自己的第二封信女孩没收到，需要再写一封信，再等两天。
来自：https://blog.csdn.net/spade_Kwo/article/details/119464901
TCP拥塞（Congestion）控制
拥塞：对某一资源的需求超过了该资源所能提供的部分。太多主机发送了太多数据或者发送速度太快了。
表现：分组丢失（路由器缓存溢出）、分组延迟过大（在路由器缓存中排队）
当输入的负载到达一定程度 吞吐量不会增加，即一部分网络资源会丢失掉，网络的吞吐量维持在其所能控制的最大值，转发节点的缓存不够大这造成分组的丢失是拥塞的征兆。
做以下假设： 数据是单方向输入传送的，而另一个方向只传送确认。
接收方总是有足够大的缓存空间，因此发送方只需要考虑网络的拥塞程度。
以TCP最大报文段的个数为讨论的单位，而不是字节。
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传输轮次：发送方给接收方发送数据报文段后，接收方给发送方发回相应的确认报文段，一个传输轮次所经历的时间就是往返时间RTT(RTT并非是恒定的数值），使用传输轮次是为了强调，把拥塞窗口cwnd所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个报文段的确认，拥塞窗口cwnd会随着网络拥塞程度以及所使用的拥塞控制算法动态变化。
在tcp双方建立逻辑链接关系时， 拥塞窗口cwnd的值被设置为1，还需设置慢开始门限ssthresh,在执行慢开始算法时，发送方每收到一个对新报文段的确认时，就把拥塞窗口cwnd的值加一，然后开始下一轮的传输，当拥塞窗口cwnd增长到慢开始门限值时，就使用拥塞避免算法。
假设当前发送方拥塞窗口cwnd的值为1，而发送窗口swnd等于拥塞窗口cwnd，因此发送方当前只能发送一个数据报文段（拥塞窗口cwnd的值是几，就能发送几个数据报文段），接收方收到该数据报文段后，给发送方回复一个确认报文段，发送方收到该确认报文后，将拥塞窗口的值变为2.
发送方此时可以连续发送两个数据报文段，接收方收到该数据报文段后，给发送方一次发回2个确认报文段，发送方收到这两个确认报文后，将拥塞窗口的值加2变为4，发送方此时可连续发送4个报文段，接收方收到4个报文段后，给发送方依次回复4个确认报文，发送方收到确认报文后，将拥塞窗口加4，置为8，发送方此时可以连续发送8个数据报文段，接收方收到该8个数据报文段后，给发送方一次发回8个确认报文段，发送方收到这8个确认报文后，将拥塞窗口的值加8变为16.
当前的拥塞窗口cwnd的值已经等于慢开始门限值，之后改用拥塞避免算法。
也就是每个传输轮次，拥塞窗口cwnd只能线性加一，而不是像慢开始算法时，每个传输轮次，拥塞窗口cwnd按指数增长。同理，16+1……直至到达24，假设24个报文段在传输过程中丢失4个，接收方只收到20个报文段，给发送方依次回复20个确认报文段，一段时间后，丢失的4个报文段的重传计时器超时了，发送发判断可能出现拥塞，更改cwnd和ssthresh.并重新开始慢开始算法，如图所示：
发送方发送1号数据报文段，接收方收到1号报文段后给发送方发回对1号报文段的确认，在1号报文段到达发送方之前，发送方还可以将发送窗口内的2号数据报文段发送出去，接收方收到2号报文段后给发送方发回对2号报文段的确认，在2号报文段到达发送方之前，发送方还可以将发送窗口内的3号数据报文段发送出去，
假设该报文丢失，发送方便不会发送针对该报文的确认报文给发送方，发送方还可以将发送窗口内的4号数据报文段发送出去，接收方收到后，发现这不是按序到达的报文段，因此给发送方发送针对2号报文段的重复确认，表明我现在希望收到的是3号报文段，但是我没有收到3号报文段，而收到了未按序到达的报文段，发送方还可以将发送窗口中的5号报文段发送出去,接收方收到后，发现这不是按序到达的报文段，因此给发送方发送针对2号报文段的重复确认，表明我现在希望收到的是3号报文段，但是我没有收到3号报文段，而收到了未按序到达的报文段,，发送方还可以将发送窗口内的最后一个数据段即6号数据报文段发送出去，接收方收到后，发现这不是按序到达的报文段，因此给发送方发送针对2号报文段的重复确认，表明我现在希望收到的是3号报文段，但是我没有收到3号报文段，而收到了未按序到达的报文段，
此时，发送方收到了累计3个连续的针对2号报文段的重复确认，立即重传3号报文段，接收方收到后，给发送方发回针对6号报文的确认，表明，序号到6为至的报文都收到了，这样就不会造成发送方对3号报文的超时重传，而是提早收到了重传。
CSDN博主「程序媛_婷」，原文链接：https://blog.csdn.net/qq_41431406/article/details/97926927