TCP必须保证数据：按序，没有差错，没有部分丢失，没有重复的交给应用层。其处理办法如下：

1）TCP对传输出错的报文和丢失的报文处理方式一样，接收端不向发送端发送确认消息，当发送端重传计时器时间已到，仍未收到对该报文的确认，则发送端重传该报文段，并将计时器复位；

2）TCP接收端收到有同样序号的报文时则认为有重复发来的报文，直接丢弃不去理会；

3）TCP对乱序的报文段不确认，直到收到它序号以前的所有报文段为止，但是请注意，TCP从来不会把失序的报文段交付给进程，而是把完整有序的数据交付到应用进程。

TCP通过三个简单的工具来完成其差错控制：检验和、确认以及超时。

1、检验和

每个报文都包含了一个检验和字段，用来检查报文段是否受到损伤。如果某个报文段因检验和无效而被检查出受到损伤，就由终点TCP将其丢弃，并被认为是丢失了。TCP规定每个报文段都必须使用16位的检验和。

2、确认

控制报文段不携带数据，但需要消耗一个序号，它也需要被确认，而ACK报文段永远不需要确认，ACK报文段不消耗序号，也不需要被确认。在以前，TCP只使用一种类型的确认：累计确认。目前有一些TCP实现还采用了选择确认。

（1）累计确认（ACK）

接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是可以在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的前面所有分组都已正确收到。

应当记住：若确认号=N，则表明：到序号N-1为止的所有数据都已正确收到。

或者说，接收方通告它期望接收的下一个字节的序号，并忽略之前的确认丢失。比如，发送报文序列1 2 3 4 5 6 7，接收端发送确认，但是3号报文的确认报文丢了，而在报文3 确认超时重传之前收到了4的确认，那么就认为4以前的报文接收端都正常接收了，发送端可以忽略4之前的确认而可以继续发送 5 6了。这种方法有时也被称为肯定积累确认或ACK。在TCP首部的32位ACK字段用于累计确认，而它的值仅在ACK标志为1时才有效。

（2）选择确认（SACK）

选择确认（selective acknowledgment）或SACK。SACK并没有取代ACK，而是向发送方报告了更多的信息。SACK要报告失序的数据块以及重复的报文段块。SACK是作为TCP首部末尾的选项来实现的。

3、重传

差错控制机制的核心就是报文段的重传。在一个报文段发送时，它会被保存到一个队列中，直至被确认为止。当重传计时器超时，或者发送方收到该队列中第一个报文段的三个重复的ACK时，该报文段被重传。

（1）RTO重传（超时重传）

发送方TCP的计时器时间到，TCP则发送队列中最前面的报文段（即序列号最小的报文段），并重启计时器。在TCP中RTO的值是动态的，它根据报文段的往返时间（RTT）更新。TCP整个连接期间只有一个RTO计时器。

（2）三个重复的ACK报文段（快重传）

收到三个重复ACK则立即重传丢失的报文段，这一特性称为快重传（fast retransmission），如果针对某个报文段有三个重复的确认（即原始的ACK再加上三个完全一样的副本）到达，那么将立即重传，并重启RTO计时器，而不用等待计时器超时。

发送端与接收端何时可能产生死锁现象？TCP是如何解决该死锁僵局的？

当接收端向发送端发送一个零窗口报文段（报文段首部中窗口值的大小设置为0），发送端就停止向接收端发送报文段。后来接收端想通知发送端，让其接着发送数据时，便向发送端发送一个非零窗口报文段。但是该报文段在路上丢失了，此时接收端以为该非零报文段已经发送给发送端，而发送端由于没有收到接收方的非零窗口报文段，于是两端都等待，陷入“死锁”的状态。

为此，TCP为发送端设置一个保持（持续）计时器，当发送端收到零窗口报文段时，便启动该持续计时器，等待着接收方的非零通知。持续计时器超时了还没收到非零通知，发送端便向接收方发送一个“探测报文段”，该探测报文仅携带1B的数据（该探测报文会消耗一个序号，但特殊的是，该探测报文段的序号永远不需要确认），目的是督促TCP接收端重传一个确认，即如果接收端希望发送端的窗口大小仍然是0，重置持续计时器；如果不是0，则该僵局打破了。

注意：即便发送端收到了零窗口设置的报文段，发送端也能接收这几种报文段：探测报文段、ACK报文段和携带紧急数据的报文段。

来源参考：
吴功宜，《计算机网络第2版》，清华大学出版社，p305-309
http://blog.csdn.net/u012813201/article/details/70173528