tcp雖然是面向位元組流的，但tcp傳輸的資料單元卻是報文段。tcp報文段分為首部和資料部分，而tcp的全部功能都體現在它首部中各字段的作用，圖是tcp報文段的首部結構。
tcp首部的前20個位元組是固定的，後面4n個位元組是根據需要而增加的選項。因此tcp首部的最小長度為20位元組。
下面介紹幾個重要欄位的意義：
客戶機：主機a伺服器：主機b
第一次握手：建立連線。主機a傳送請求連線報文段，將syn位置1，seq為x;然後主機a進入syn_send（連線請求）狀態，等待主機b的確認。
第二次握手：主機b收到主機a的syn報文段，需要對這個報文段進行確認，設定ack為x+1，同時，自己還要傳送syn資訊，將syn置1，seq為y;主機b要將所有的資訊放到乙個報文段（即syn+ack報文段）中，一併傳送給主機a，此時主機b進入syn_rcvd（接受請求）狀態。
第三次握手：主機a收到主機b的syn+ack報文段。然後將ack置為y+1，向主機b傳送ack報文段，這個報文段傳送完畢後，主機a和主機b都進入establish狀態，完成tcp三次握手。
注：syn_sent表示請求連線，當你要訪問其它的計算機的服務時首先要發個同步訊號給該埠，此時狀態為syn_sent，如果連線成功了就變為established，此時syn_sent狀態非常短暫。
為什麼要建立三次握手呢？
這主要是為了防止已經實效的報文段突然傳送到了主機b，因而產生錯誤。
考慮這樣一種情況：當a傳送連線請求，但因連線請求報文丟失而未收到確認。於是a再重傳一次。第二個報文段到達了主機b，收到了確認，建立了連線。傳輸完畢後，就釋放連線。
現假定出現另一種情況：a傳送的第乙個請求報文段並沒有丟失，而是在某些網點滯留時間太長，以致延誤到這次的連線釋放後才到大主機b，本來這已經是乙個已經失效的報文段，但主機b收到這個報文段，卻誤認為主機a又傳送了一次新的請求，於是向a傳送確認報文段，同意建立連線。
主機a並沒有要求建立連線，因此不會理睬主機b的確認，也不會向主機b傳送資料，但主機b卻以為連線已經建立，並且一直等待主機a傳送資料，於是主機b的許多資源就這樣被浪費了。
而如果採用了三次連線就可以防止以上現象的發生。例如在剛才的情況下，主機a不會再向主機b的確認傳送確認。主機b收不到確認，就建立不了連線。
客戶機：主機a伺服器：主機b
第一次揮手：主機a的應用程序先向其tcp發出連線釋放請求，並且不再傳送資料。tcp要通知對方釋放從a到b這個方向的連線，把發往主機b的報文段首部fin置1，此時主機a進入fin_wait_1狀態。
第二次揮手：主機b收到釋放連線通知後即發出確認，確認號是收到序號+1,主機b通知高層應用程序，這樣從a到b的連線就釋放了，此時主機b進入close_wait（半關閉）狀態，相當於主機a向主機b說：「我已經沒有資料要傳送了，但你如果還傳送資料，我仍可以接收」。
第三次揮手：若主機b不再向主機a傳送資料，其應用程序先向其tcp發出連線釋放請求，並且不再傳送資料。tcp要通知對方釋放從b到a這個方向的連線，把發往主機a的報文段首部fin置1，此時主機b進入last_ack狀態。
第四次揮手：主機a收到釋放連線請求後，進入2msl的time_wait狀態(必須經過2∗∗msl的時間後，才進入closed狀態)，接著傳送乙個ack給主機b，確認序號為收到序號+1，整個連線全部釋放，主機進入了closed狀態,完成四次揮手。可以看到，伺服器結束tcp連線的時間要比客戶端早一些。
以上釋放過程是4次聯絡，也可以看成2個2次聯絡。
為什麼要建立四次揮手呢？
根本原因是，一方傳送fin只能表示自己發完了要發的資料，但還允許對方繼續把沒發完的資料發過來。
time_wait.的狀態必須等待2msl的原因？
保證當最後乙個ack丟失後,能收到對端重傳的fin包。為了保證a傳送的最後乙個ack報文段能夠到達b。這個ack報文段可能丟失，因而處於last_ack狀態的b可能收不到對已傳送的fin+ack報文段的確認，b會超時重傳這個報文段，則a就可以在2msl這個時間內收到這個重傳的fin+ack報文段。接著a會重傳一次確認，然後啟動2msl計時器。
如果a在time_wait這個狀態不等待一段時間，而是在傳送ack報文段後立即釋放連線，那麼就無法收到b重傳的fin+ack報文段，因而也不會再傳送一次確認報文段，b則無法按正常步驟進入closed狀態。（注：time_wait狀態一般維持在1-4分鐘）
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