和UDP这种“滚珠”式的协议不同（一份数据就是一个udp packet），TCP以报文段的方式传递数据，其大小受网络链路的限制。在SYN报文段中互相通告最大报文段长(MSS)。所以业务层交付的数据，会被TCP拆分/合并为合适的报文段（这也就是为嘛TCP数据跟水流似的，没有边界）。
对于每个报文段而言，就很像UDP的“滚珠”了，不保证顺序、不保证到达。TCP要对收到的报文重新排序，再才交给应用层。发出一个报文段后，会启动一个定时器，等待对端ACK确认收到，否则将重传该报文。由于重传机制，报文段可能发生重复，接收端须丢弃重复报文。借此TCP实现了自己的可靠性。
那如何高效实现此可靠性的呢？
【ack确认】
首先是ack的设计，最直白的方式：跟我们平时写异步IO很相似，发送一份数据，等待对方确认，再发下一份。
由于TCP是双全工的，两端都可有数据交互，对端的ack可以合并至其正常报文段中，减少交互量。此即：“经受延时的确认”——通常TCP在接收到数据时并不立即发送ACK；相反，它推迟发送，以便将ACK与需要沿该方向发送的数据一起发送。
再者，ACK是确认收到的字节序，未必每一条报文都须ACK，可一次ACK多条数据。比如连续收到两个报文段“PSH 1:1025; PSH 1025:2049”，只需回复一条“ack 2049”即可。“隔一个报文段确认”策略——接收方不必确认每一个收到的分组，ACK是累积的，它们表示收方已正确收到了一直到确认序号减一的所有字节。
【快速重传】
如果数据丢失/错误，每次都等超时才重传会慢。
收到一个失序报文段（前面一条丢失/错误/暂未抵达），TCP立即产生一个ack（重复的，且不被延时），如果发方连续收到3(或以上)次相同的ack，就非常可能是报文段丢失/错误，于是重传报文段，不必等timeout。
（PS：为什么是3次，查资料说是经验数据，连续3次，即表示嫌疑报文后的两条报文都正在到达对端了，由于由于链路层的失序造成的时差几乎不可能如此剧烈，可以认为是丢了或校验出错）
还有重传哪些报文段的问题。譬如连续发生5条报文，第二条丢了，其它均到达，发方收到4个ack(2)，仅知道2号报文必须重传，3/4/5号是不清楚的（某些TCP实现采用的是重传丢包后的所有报文）。
可在TCP包头中加入SACK，汇报收到的数据碎片，这样发送端就可知道哪些数据到了，哪些是丢了。还是刚才的例子，发方仍收到4个ack(2)，多了sack：sack(1, 3-5)。
【Nagle算法和滑动窗口】
其次，我们是有宽带的，要是用户让发多少就发多少，会很浪费。好像200人的航班带两个人飞过。解决方案也很简单：
一、限制小包的数目（Nagle算法，连接上最多只能有一个未确认的小分组，该分组的ack到达之前不能发送其他小分组了，算法是自适应的，收到的ack越快发的就越快）；
二、上buffer，缓存用户数据，再分发成块交给IP层传输，相应的对端也要要个接收buffer，两片buffer配合工作，保证收发正确性。
这就是TCP最大特征的“滑动窗口”了。
每条报文段的TCP头部中都会通告当前窗口大小，发送端据此得知可预留多少字节的buffer给应用层。具体工作流程如下图（请忽略字体，多谢）：
通告窗口为0，显示接收方虽已收到所有数据，但其应用层尚未及时从TcpRecvBuff中读取，发方会停止发送。
Zero Window下，应用层读取数据后，窗口重新空闲，要通知发送方（窗口更新）。一个单独的主动ack，不确认数据，仅报告新的窗口大小。
【坚持定时器】
“单独的主动ack”，跟一般的ack不一样，还记得一般得ack丢了怎么重传的吗？那这货丢了怎么办？
TCP四大定时器（重传、坚持、保活、2MSL）之坚持定时来搞定。
Zero Window后，发方停止发送数据，并设置其坚持定时器，若超时前仍未收到窗口更新，则发送一个特殊的探查报文，获知对端窗口大小。探查含1字节，但不被ack确认，会一直重复。
【糊涂窗口综合征】
好，我们有了Nagle算法，有了滑动窗口，是不是就完全搞定了宽带高效利用呢？
考虑这样一种场景，Zero Window后，收方应用程序每次仅拷走1个字节，触发窗口更新，ack win 1，发方窗口右边沿更新，发送了1字节数据，停止，等下一波窗口更新……loop（PS：实际不可能只是1字节，tcp头都20字节）
相应的解决方案：
1）接收方不通告小窗口，除非窗口增加至MSS(最大报文段长)，或增加到接收方缓冲空间的一半。
2）发送方只在下列条件之一满足时才发数据：
(a) 可以发送一个满长度的报文段
(b) 可以发送至少接收方窗口大小一半的报文段
(c) 无未被确认的数据，且能够发送所有缓冲数据
(d) 连接关闭了Nagle算法
【拥塞避免、慢启动】
还有问题吗？之前由于宽带利用问题，我们要滑动窗口，避免频繁发小包；类似的，由于路由问题，我们还得避免不要太粗暴。
假设连接建立起始（窗口均空闲）便发送大量数据，塞满网络，而链路速率较慢——中间路由器就必须缓存分组了，一旦路由存储空间耗尽，后来的分组会被直接丢弃，TCP吞吐量便随之严重降低了。
“慢启动、拥塞避免”上场——拥塞窗口(congestion window，记作cwnd)，慢启动门限(ssthresh)。
TCP连接建立时，ssthresh初始化为65535字节，拥塞窗口初始化为1个报文段(MSS)，每收到一个ack，cwnd便增加一个报文段大小。发送方取min（拥塞窗口，滑动窗口）作为发送上限。
发方先发送一个报文段，等ack，收到后cwnd增加到2，可发两个报文段。收到这两个报文段的ack时，cwnd增加到4……指数增涨（慢启动）。
攀升到一定值后抵达网络容量，中间路由丢弃分组，发方重传定时器超时，知晓cwnd过大引起拥塞，cwnd被重设为1个报文段，ssthresh则被设置为当前cwnd的一半。
还有种拥塞指示：收到重复ack，比如中间某报文损坏。此时仅设置ssthresh = cwnd/2，并不改写cwnd。
若 cwnd <= ssthresh，则进行慢启动，cwnd按指数更新；否则进行拥塞避免，cwnd按线性方式增长（每次ack增加1/cwnd，一个RTT内最多增加一个报文段，无论期间受到多少个ack）。