?

TCP协议

TCP协议概念

TCP全称为 “传输控制协议(Transmission Control Protocol”). 人如其名, 要对数据的传输进行一个详细的控制

TCP协议格式

1. 源/目的端口号: 表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去;
2. 32位序号/32位确认号: 后面详细讲;
3. 4位TCP报头长度: 表示该TCP头部有多少个32位bit(有多少个4字节); 所以TCP头部大长度是15 * 4 = 60
4. 6位标志位:
5. 16位窗口大小
6. 16位校验和发送端填充, CRC校验. 接收端校验不通过, 则认为数据有问题. 此处的检验和不光包含TCP首部, 也 包含TCP数据部分.
7. 16位紧急指针，标识哪部分数据是紧急数据;
8. 40字节头部选项

URG: 紧急指针是否有效 ACK: 确认号是否有效 PSH: 提示接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走 RST: 对方要求重新建立连接; 我们把携带RST标识的称为复位报文段 SYN: 请求建立连接; 我们把携带SYN标识的称为同步报文段 FIN: 通知对方, 本端要关闭了, 我们称携带FIN标识的为结束报文段

三次握手和四次挥手图示

关于TCP协议的重点问题

1. 三次握手建立连接以及四次挥手断开连接的流程？

三次握手过程

当客户端调用connect时，触发了连接请求，向服务器发送了SYN X包，这时connect进入阻塞状态；服务器监听到连接请求，即收到SYN X包，调用accept函 数接收请求向客户端发送SYN K ，ACK X+1，这时accept进入阻塞状态；客户端收到服务器的SYN K ，ACK X+1之后，这时connect返回，并对SYN K进行确认；服务器收到ACK K+1时，accept返回，至此三次握手完毕，连接建立。

总结：客户端的connect在三次握手的第二个次返回，而服务器端的accept在三次握手的第三次返回。

四次挥手

• 某个应用进程首先调用close主动关闭连接，这时TCP发送一个FIN M； 另一端接收到FIN M之后，执行被动关闭，对这个FIN进行确认。它的接收也作为文件结束符传递给应用进程，因为FIN的接收意味着应用进程在相应的连接上再也接收不到额外数据； 一段时间之后，接收到文件结束符的应用进程调用close关闭它的socket。这导致它的TCP也发送一个FIN N； 接收到这个FIN的源发送端TCP对它进行确认。

2. 握手为什么是三次，挥手为什么是四次？

三次握手足以建立连接，四次握手就有些多余
如果两次握手的话，就会出现已失效的请求报文段突然又传送到了服务端而产生连接的误判

例如：

有这样一种情况，当A发送一个消息给B，但是由于网络原因，消息被阻塞在了某个节点，然后阻塞的时间超出设定的时间，A会认为这个消息丢失了，然后重新发送消息。
当A和B通信完成后，这个被A认为失效的消息，到达了B
对于B而言，以为这是一个新的请求链接消息，就向A发送确认，
对于A而言，它认为没有给B再次发送消息（因为上次的通话已经结束）所有A不会理睬B的这个确认，但是B则会一直等待A的消息

四次挥手

因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，“你发的FIN报文我收到了”。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。

3. 三次握手失败，服务端是如何处理的？

失败时服务器并不会重传ack报文，而是直接发送RTS报文段，进入CLOSED状态。这样做的目的是为了防止SYN洪泛攻击。

4. TIME_WAIT状态的作用？

如果四次挥手中最后一个ACK丢了，那么服务端会再次发送一个FIN。如果没有TIME_WAIT的话，那么客户端直接关闭，有可能重新与别的服务器建立连接，此时用的还是原来的端口和IP，那么之前的服务端重新发送的FIN又发给了客户端，此时客户端就懵逼了，我才刚建立连接，怎么就要分手？

总结

• 假如没有TIME_WAIT，客户端直接关闭，但是又重启了相同地址的客户端 有可能因为四次挥手最后一次ACK丢失导致服务器重传FIN包，对后续连接造成影响 因此主动关闭方，发送最后一ACK后。不能直接关闭，需要等待一段时间-----2个MSL时间

MSL-----报文最大生存周期

等待1个MSL时间是为了能够处理对端重传的FIN包进行ACK回复
等待2个MSL时间是为了让所有网络中延迟的报文都消失在网络中，不会对后续连接造成影响

5. 服务端出现大量TIME_WAIT状态的原因以及解决方法

由于主动关闭TCP连接的一方才会进入TIME_WAIT状态，一般情况服务器端不会出现TIME_WAIT状态，因为大多数情况都是客户端主动发起连接并主动关闭连接。但是某些服务如pop/smtp、ftp却是服务端收到客户端的QUIT命令后主动关闭连接，这就造成这类服务器上容易出现大量的TIME_WAIT状态的连接，而且并发量越大处于此种状态的连接越多。另外，对于被动关闭连接的服务在主动关闭客户端非法请求或清理长时间不活动的连接时（这种情况很可能是客户端程序忘记关闭连接）也会出现TIME_WAIT的状态。

方法一

C/C++中提供了一个接口，如果服务器重启时需要对端口号以及socket地址进行复用，从而避免了TIME_WAIT状态

方法二

通过修改Linux内核的方式解决该问题
在 /etc/sysctl.conf中加入
net.ipv4.tcp_tw_recycle = 1 （表示开启TCP连接中TIME-WAIT sockets的快速回收，默认为0，表示关闭）
net.ipv4.tcp_fin_timeout=30 （修改系統默认的 TIMEOUT 时间）

TCP的可靠传输

1. 确认应答机制

2. 超时重传机制

• 主机A发送数据给B之后, 可能因为网络拥堵等原因, 数据无法到达主机B; 如果主机A在一个特定时间间隔内没有收到B发来的确认应答, 就会进行重发;

超时的时间如何确定？

理想的情况下, 找到一个小的时间, 保证 “确认应答一定能在这个时间内返回”. 但是这个时间的长短, 随着网络环境的不同, 是有差异的. 如果超时时间设的太长, 会影响整体的重传效率; 如果超时时间设的太短, 有可能会频繁发送重复的包;
TCP为了保证无论在任何环境下都能比较高性能的通信, 因此会动态计算这个大超时时间.

• Linux中(BSD Unix和Windows也是如此), 超时以500ms为一个单位进行控制, 每次判定超时重发的超时 时间都是500ms的整数倍. 如果重发一次之后, 仍然得不到应答, 等待 2*500ms 后再进行重传. 如果仍然得不到应答, 等待 4*500ms 进行重传. 依次类推, 以指数形式递增. 累计到一定的重传次数, TCP认为网络或者对端主机出现异常, 强制关闭连接

3. 包序管理

TCP协议需要能够识别出那些包是重复的包, 并且把重复的丢弃掉. 这时候我们利用序列号, 就可以很容易做到去重的效果.
序号+长度

TCP连接管理机制

服务端状态转化

• [CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用listen后进入LISTEN状态, 等待客户端连接; [LISTEN -> SYN_RCVD] 一旦监听到连接请求(同步报文段), 就将该连接放入内核等待队列中, 并向客户端 发送SYN确认报文 [SYN_RCVD -> ESTABLISHED] 服务端一旦收到客户端的确认报文, 就进入ESTABLISHED状态, 可以进行 读写数据了. [ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接(调用close), 服务器会收到结束报文段, 服务器 返回确认报文段并进入CLOSE_WAIT; [CLOSE_WAIT -> LAST_ACK] 进入CLOSE_WAIT后说明服务器准备关闭连接(需要处理完之前的数据); 当 服务器真正调用close关闭连接时, 会向客户端发送FIN, 此时服务器进入LAST_ACK状态, 等待后一个 ACK到来(这个ACK是客户端确认收到了FIN) [LAST_ACK -> CLOSED] 服务器收到了对FIN的ACK, 彻底关闭连接

客户端状态转化

• [CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用connect, 发送同步报文段; [SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect调用成功, 则进入ESTABLISHED状态, 开始读写数据; [ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1] 客户端主动调用close时, 向服务器发送结束报文段, 同时进入 FIN_WAIT_1; [FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2] 客户端收到服务器对结束报文段的确认, 则进入FIN_WAIT_2, 开始等待服 务器的结束报文段; [FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT] 客户端收到服务器发来的结束报文段, 进入TIME_WAIT, 并发出LAST_ACK; [TIME_WAIT -> CLOSED] 客户端要等待一个2MSL(Max Segment Life, 报文大生存时间)的时间, 才会 进入CLOSED状态.

滑动窗口

一次性可以发送大量的数据（受限于协议字段中的窗口大小）；然后等待回复
对每一个发送的数据段, 都要给一个ACK确认应答. 收到ACK后再发送下一个数据段. 这样做有一个比较大的缺点, 就是性能较差. 尤其是数据往返的时间较长的时候.既然这样一发一收的方式性能较低, 那么我们一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能(其实是将多个段的等待时 间重叠在一起了).

• 窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的大值. 发送前四个段的时候, 不需要等待任何ACK, 直接发送; 收到第一个ACK后, 滑动窗口向后移动, 继续发送第五个段的数据; 依次类推; 操作系统内核为了维护这个滑动窗口, 需要开辟 发送缓冲区 来记录当前还有哪些数据没有应答; 只有确 认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉; 窗口越大, 则网络的吞吐率就越高

服务端：接受数据，后沿往后走并回复客户端，前沿不能动，客户端拿走数据后，前沿往后走
客户端：发送第一条数据，窗口不动，等到接受到第一条数据的回复后，后沿向后走，根据回复的窗口大小，决定前沿是否向后动

滑动窗口中快速重传机制

如果出现了丢包, 如何进行重传?

情况一: 数据包已经抵达, ACK被丢了.

这种情况下, 部分ACK丢了并不要紧, 因为可以通过后续的ACK进行确认;

只要后面有一次ack成功了，就代表前面的都接收到了

情况二: 数据包就直接丢了.

?

• 当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到 1 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 "我想要的是 1 一样; 如果发送端主机连续三次收到了同样一个 “1” 这样的应答, 就会将对应的数据 1~1024 重新发送; 这个时候接收端收到了 1 之后, 再次返回的ACK就是3073了(因为前面的已经接收到了)接收端其实之前就已 经收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中

滑动窗口中数据的连续发送，尽力避免了因为ack丢失而导致的重传
确认回复中的ACK确认序号能够表示，这个序号之前的数据都已经接收到了
若前边的数据没有接受到，反而接收到了后边的数据，则不会对后边的数据进行ACK确认
总结：
当接收端接受数据的时候，若第一条数据没到，但是接受到了第二条数据，认为第一条数据可能丢失，立即向发送端连续三次发送重传请求；发送端连续接受到三条重传请求，则对这条数据进行重传

流量控制

接收端处理数据的速度是有限的. 如果发送端发的太快, 导致接收端的缓冲区被打满, 这个时候如果发送端继续发送, 就会造成丢包, 继而引起丢包重传等等一系列连锁反应. 因此TCP支持根据接收端的处理能力, 来决定发送端的发送速度. 这个机制就叫做流量控制(Flow Control);

• 接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 “窗口大小” 字段, 通过ACK端通知发送端; 窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐量越高; 接收端一旦发现自己的缓冲区快满了, 就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端; 发送端接受到这个窗口之后, 就会减慢自己的发送速度; 如果接收端缓冲区满了, 就会将窗口置为0; 这时发送方不再发送数据, 但是需要定期发送一个窗口探测数 据段, 使接收端把窗口大小告诉发送端

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢?

TCP首部中, 有一个16位窗口字段, 就是存放了窗口大小信息;

16位数字大表示65535, 那么TCP窗口大就是65535字节么?

实际上, TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M, 实际窗口大小是 窗口字段的值左移 M 位;
总结

• 通信双方通过协议字段中的窗口大小来协商接下来应该发送的最大数据长度 窗口大小不大于当前接收缓冲区中空闲空间大小，避免因为发送数据过多导致缓冲区发满，而丢数据导致重传

TCP的拥塞窗口

TCP引入?慢启动，快增长?机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的网络拥堵状态, 再决定按照多大的速度传输数据;

通信初始双方协商窗口大小，窗口有可能很大，一次会发送很多数据，可能会因为网络原因导致大量丢包，导致重传，降低效率
发送端维护一个拥塞窗口，控制/限制发送端发送的数据最大大小，这个数字随着每次ack的确认回复快速增长，但是一旦出现包重传，则立即重新初始化