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TCP是可靠的传输层协议。这就表示，应用进程把数据交给TCP后，TCP就能无差错地交给目的端的应用进程。TCP使用差错控制机制保证数据的可靠传输，TCP的差错控制机制主要是确认和重传。在介绍TCP差错控制机制之前，下面介绍一下TCP的字节编号。
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前面提到过，TCP提供面向连接的字节流传输服务，也就是说，TCP协议将要传送的数据看成是一个个字节组成的字节流，而且接收方返回给发送方的确认是按字节进行的，而不是按报文段进行。
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每个TCP连接传输字节流数据的第一个字节序号是建立TCP连接时初始序号加1。
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假设某条TCP连接要传送5000字节的文件，分为5个TCP报文段进行传送，每个TCP报文段携带1000字节，TCP对第一个字节的编号从10001开始（假设TCP连接建立随机选择的初始序号x为10000，而数据传送开始序号则从10001开始，也就是说，TCP连接建立过程要用掉一个序号）。那么每个TCP报文段的字节编号如下所示：报文段1的字节序号为10001（范围是从10001～11000）；报文段2的字节序号为11001（范围是从11001～12000）；报文段3的字节序号为12001（范围是从12001～13000）；报文段4的字节序号为13001（范围是从13001～14000），报文段5的字节序号为14001（范围是从14001～15000）。
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TCP采用差错控制机制是字节确认，一般情况下，接收方确认已收到最长的连续的字节计数，TCP报文的每个确认序号字段指出下一个希望接收到的字节，实际上就是对已经收到的所有字节的确认。
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字节确认的优点是即使确认丢失也不一定导致发送方重传。下面来看一个例子，假设接收方TCP发送的ACK报文段的确认序号是1801，表明字节编号为1800前的所有字节都已经收到。如果接收方TCP前面已经发送过确认序号为1601的ACK报文段，但是如果确认序号为1601的这个ACK报文段丢失，也不需要发送方TCP重发这个报文段，这就是所谓的“累计确认”。
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发送方TCP为了恢复丢失或损坏的报文段，必须对丢失或损坏的报文段进行重传。事实上，发送方TCP每发送一个TCP报文段，就启动一个重传定时器，如果在规定的时间之内没有收到接收方TCP返回的确认报文，重传定时器超时，于是发送方重传该TCP报文。
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影响超时重传最关键的因素是重传定时器的定时宽度，但确定合适的宽度是一件相当困难的事情。因为在因特网环境下，不同主机上的应用进程之间的通信可能在一个局域网上进行，也可能要穿越多个不同的网络，端到端传输延迟的变化幅度相当大，发送方很难把握从发送数据到接收确认的往返时间（Round Trip Time，RTT）。为解决上述问题，TCP采用了一种适应性重传算法。下面将描述这个算法并讨论它的改进过程。
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原始算法的大致思想是，动态维持往返时延（Round Trip Time，RTT）的平均值，然后把TCP重传定时器的值设为RTT的函数。每当TCP发送一个报文段时，它就记录下发送时刻。当该报文段的ACK回来时，TCP记录下ACK返回时刻，同时把ACK返回时刻和TCP报文发送时刻之间的时间差记为SampleRTT。接着，TCP在前一次的RTT估算值EstimatedRTT和当前的新采样值SampleRTT之间通过加权求和计算出新的RTT估算值EstimatedRTT。具体公式如下：
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EstimatedRTT=α×EstimatedRTT+(1-α)×SampleRTT
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其中，0≤α≤1，α因子决定了EstimatedRTT对延迟变化的反应速度。当α接近1时，当前的采样值SampleRTT对RTT估算值EstimatedRTT几乎不起作用；而当α接近0时，RTT估算值EstimatedRTT紧随延迟的变化而变化，直接采用当前的采样值SampleRTT作为新的RTT估算值EstimatedRTT。作为折中，TCP协议规范推荐α取值为0.8～0.9。
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当β接近1时，TCP能迅速检测到报文丢失并及时重传，从而减少等待时间，但可能引起许多不必要的重传。当β太大时，重传报文的数目减少，但等待确认的时间增加。作为折中，TCP协议规范推荐β取2。
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例如，当α取0.9，β取2时，而且当前的EstimatedRTT等于250μs，而现在发送一个报文段并且收到确认的SampleRTT是70μs，则有如下结果：
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EstimatedRTT=0.9×250+0.1×70=232μs
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