TCP发送的报文段是交给IP层传送的，但IP层只能提供尽最大努力服务。也就是说，TCP下面的网络所提供的是不可靠的传输。因此，TCP必须采用适当的措施才能使得两个传输层之间的通信变得可靠。
理想的传输条件有以下特点：
在这样的情况下，不采取任何措施就能实现可靠传输。
然而实际的网络都不具备上述的两个条件。但是我们可以使用一些可靠传输协议，当出现差错时让发送方重传出现差错的数据，同时在接收方来不及处理收到的数据时，及时告知发送方降低数据发送的速度—— 流量控制 。这样本来不可靠的信道就能实现可靠的传输。
可靠传输 ：即发送端发送的是什么，接收端接收到的就是什么。也就是在数据传输的过程中没有传输差错。
数据传输过程中可能出现的问题： 比特出差错 、 丢包 。
可靠传输的方法： 停止-等待协议、滑动窗口协议 。
(1) 全双工通信的双方既是发送方也是接收方，但是为了讨论问题方便，仅考虑一方发送数据（发送方），一方接收数据（接收方）。
(2) 数据传输的过程中既可能出现差错，又有可能出现丢包的现象。
(3) 所有传输的数据单元称为分组。
发送方每发送一分组就停止等待，只有等到了接收方发送来的确认后才可以发送下一个分组 。
(1) 分组丢失或检测到分组出错
发送方在传输过程中分组丢失，这时接收方没有接收到分组不会知道发送方发送了分组，就不会给发送方返回确认信息（分组出错，接收方会直接丢弃分组也不会返回确认信息），而发送方在等待接收方的确认信息以此来发送下一个分组。所以可靠传输协议这样规定：当发送方 超过一段时间没有仍然没有收到的确认 ，就认为刚才的分组丢失了，因而 重传前面的发送过的分组 。这就是 超时重传 。
超时重传要求在每次发送完一个分组时设置一个 超时计时器 ，如果在超时计时器到期之前收到了对方的确认，就撤销已设置的超时计时器。
(2) 确认分组（ACK）丢失
接收端接收了发送方传输的分组后，向发送方发送ACK，但是ACK在传输过程中丢失了，那么发送方就收不到确认信息，这时发送端超时计时器到期后就要重传分组，接收方仍会重复接收分组，并且丢弃重复的分组，并重传ACK。
(3) ACK分组迟到
下图的传输过程没有出现差错，接收方接收分组后向发送方发送ACK，但是确认信息迟到了，在超时计时器到期后发送方会重新发送分组，接收方仍然会重复接收分组，并且丢弃重复的分组，并重传ACK。当发送方收到ACK后会发送下一个分组，在后来发送方收到迟到的ACK时，发送方会收下并 直接丢失 。
优缺点：停止等待协议优点是简单，但缺点是信道利用率太低。
假定A发送分组需要的时间是T D 。显然，T D 等于分组的长度除以数据率。再假定分组正确到达B后，B处理分组的时间可以忽略不计，同时立即发回确认。假定B发送确认分组需要时间T A ，如果A处理确认分组的时间也可以忽略不计，那么A在经过（T D + RTT + T A ）后就可以再发送下一个分组，这里的RTT是往返时间。
信道利用率： 发送方在一个发送周期内，有效地发送数据所需要的时间占整个发送周期的比率 。
因为仅仅是在时间T D 内才用来传送有用数据（包括分组的首部），因此信道利用率U为：
为了提高传输效率，发送方可以不使用低效率的停止等待协议，而是采用 流水线传输 。
流水线传输就是 发送方可以连续发送多个分组，不必每次发完一个分组就停下来等待对方的确认 。这样信道上一直有数据在不断的传送，显然这样会提供信道利用率。
在回退N步协议中，允许发送方发送多个分组而不需等待确认 ，但它也受限于流水线中未确认的分组数不能超过某个最大允许数N。
发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置 。如上图所示，发送方收到了对第0分组的确认后，将发送窗口向前移动一个分组的位置。
上图表示了GBN协议的序号范围示意图。其中
序号被分割成了四个部分，各个部分的含义如图所示。
(1) 上层的调用 。
(2) 收到一个ACK ：GBN协议中，对序号为n的分组的确认是 采用累积确认 （cumulative acknowledgement）的方式。
(3) 超时事件：如果发生超时事件，发送方重传所有已发送但还未被确认过的分组 。
(1) 如果接收方正确收到n号分组，并且按序（即上次交付给上层的分组序号是n-1），则接收方位分组n发送一个ACK，并将该分组交付给上层。
(2) 其他情况，接收方丢弃分组，并为最近按序接收到的分组重新发送ACK。即GBN协议中，接收方丢失所有失序的分组，接收方不缓存任何的失序分组，只需要维护一个 下一个按序接收的分组序号：expectedseqnum 。
很显然，GBN协议对失序的分组选择直接丢失的行为优点是使得接收缓存简单，即接收方不缓存任何失序的分组，但是缺点也是非常明显的，由于一个分组出错可能需要重传原来已经正确传送的分组，这对资源无疑是一种浪费，其次这些重传的分组也许也会丢失或出错，从而导致更多的重传。
最后，用一个例子总结下一GBN协议的工作流程
(1) 发送端发送0、1、2、3号分组，此时发送窗口已满，不能在发送新的分组，在4个分组的传输的过程中，其中2号分组丢失。
(2) 接收方返回对0号分组的确认，此时窗口向前滑动一个分组位置，并同时发送4号分组。此时，由于0号分组已被确认，计时器重新启动，开始为分组1开始计时....
(3) 接收方在接收到发送方的0号分组后期望接下来收到1号分组，但是没有收到1号分组，但是却收到2号分组和3号分组，所以直接丢失，并向发送方返回ACK 0，同样对于之后收到的4号分组也是直接丢失并返回ACK 0，此时窗口已经满了，也无法发送新的分组。
(4) 在计时器超时后，发送方重传所有已发送但是没有被确认的分组，即1号、2号、3号和4号分组，如果这次没有分组丢失，那么接收方会返回这4个分组的确认，发送方在收到确认后，将窗口向前移动4个分组位置。
(1) GBN协议使用累积确认机制 。
(2) 接收方只按顺序接收分组，不按序的分组直接丢失 。
(3) 重传时需要重传全部已发送但是没有被确认的分组 。
(4) 确认序列号最大的、按序到达的分组 。
选择重传协议是对GBN协议的缺点进行了改进，GNB超时重传会对那些已经正确传送的分组都重新传送，并且对失序到达的分组直接丢失。
选择重选协议通过让发送方仅重传那些可能在接收方出错（即丢失或受损）的分组而避免了不必须要的重传。SR协议的改进措施：
下图表示选择重选协议的发送窗口和接收窗口。 发送窗口和同步窗口是不同步的 。
(1) 上层的调用 。
(2) 收到一个ACK 。
如下图所示，当收到2号分组的确认后，窗口向前滑动一直到最小序号的未确认的分组处，即5号分组处。
(3) 超时 ：定时器再次被用来发送丢失的分组。每个分组都有自己的逻辑定时器，因为超时发生后只能发送一个分组。
(1) SR接收方将确认一个正确接收的分组（在窗口内）而不管其是否按序。失序的分组将被缓存直到所有丢失的分组（即序号更小的分组）都被收到为止，这是才可将一批分组按序交付给上层，然后向前移动滑动窗口。
如果接收方收到一个在窗口左侧的分组（确切的来说，左边一个窗口大小范围的序号分组，即rev_base - N~rev_base - 1），在这种情况下，必须发送一个ACk，即使该分组是接收方以前已确认的分组。
对于其他情况，则忽略分组即可。
下面的图可以表示SR协议的工作过程，具体分析过程和GBN协议相似，这里就不细说了。
(1) 对窗口内的分组逐一确认，收一个确认一个 。
(2) 只传出错的分组 。
(3) 接收方有缓存机制，存放失序的分组 。