TCP协议

源/目的端口号 : 表示数据是从哪个进程来 , 到哪个进程去 ; 32位序号/32位确认号 : 后面详细讲 ; 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 头部最大长度是 15 * 4（单位4字节） = 60字节 6位标志位: 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 16位窗口大小 : 后面再说 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 . 16位紧急指针 : 标识哪部分数据是紧急数据 ; 40字节头部选项 : 暂时忽略 ; 下面是对于机制详细的介绍。

确认应答(ACK)机制

TCP 将每个字节的数据都进行了编号 . 即为序列号 .

每一个 ACK都带有对应的确认序列号 , 意思是告诉发送者 , 我已经收到了哪些数据 ; 下一次你从哪里开始发。 发送数据之后，对方会向我们发送一个回复报文，这个报文的6位标志位设置了ACK。

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; 但是, 主机A未收到B发来的确认应答, 也可能是因为ACK丢失了;

因此主机 B 会收到很多重复数据 . 那么 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, 这就可以很容易做到去重的效果 . 这时候我们可以利用前面提到的序列号。 那么, 如果超时的时间如何确定? 最理想的情况下, 找到一个最小的时间, 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最大超时时间。 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。

连接管理机制

在正常情况下, TCP要经过三次握手建立连接, 四次挥手断开连接（重中之重）

进入连接--三次握手

最开始C与S都是关闭状态。

客户端：fd = socket（）分配一个网路套接字描述符，内核中打开了输入与输出缓冲区（资源消耗）。

服务端：listenfd = socket（）同样分配一个文件描述符。服务端需要创建sockaddr_in结构，将端口、ip、协议类型等信息绑定。同时调用listen（）（linten的参数为1表示全连接队列的最大容量是2（S最多能接听arg + 1个C）），进入监听状态。

客户端：调用connet（），向进入监听状态的服务器发起连接请求。这时候TCP报文的报头6位标志位字段会设置为SYN。自己进入SYN_SENT状态。---第一次

服务端：接受到SYN报文之后，向对方发送带有SYN + ACK标志位的报文，表示收到了连接信息，向客户端发起连接请求（SYN），并同意了客户端的连接请求（ACK）。自己进入SYN_RECV状态。 ---第二次。

客户端：接受到来了来自服务端的报文，再次向服务端发送了带有ACK标志位的报文，表示收到了对方发来的SYN，客户端率先进入连接维护状态 -- ESTABLISHED（服务端收到ACK之后，才会进入ESTABLISHED状态）。-----第三次

自此，三次握手完成。连接建立。服务器的accept（）接口只是将连接从全连接队列提取出来。

三次握手周边问题

为什么要三次握手才能建立连接呢？为什么不能是一次两次呢？

ANSWER：1.全双工 + 2.减轻压力

1.保证全双工。

全双工就是为了保证通信两个方向上的可靠性。必须有一来一回的放心，才能保证两个方向的可靠性。

其实可以拆分为四次握手：请求---应答，请求---应答。只不过为了效率，将四次握手修改成了三次握手----提升效率：捎带应答。为了提高效率，可以二合一（捎带应答）。

2.防止SYN洪水，减轻服务端的压力。

一次握手：

两次握手：

可以看到，S给C发送ACK之后，S就要进入established状态，即：S要去优先维护连接（一个服务器可是要跟很多客户端进行交互，那么服务器的压力太大。）----偶数次握手，会导致S先进入连接。

维护连接：1.缓冲区（socket阶段）2.半连接队列（SYN队列），状态为SYN_RECV（listen的第二个参数就是设置半连接的数量）与全连接队列,状态为ESTABLISHED（accept从全连接队列提取连接）

三次握手

客户端先建立连接，如果最后一次ACK丢失（握手失败），那么连接就先在C端，S端的压力就小得多。过一段时间收不到来自S端的通信，OS会自动断开连接。

如果C给S发送很多消息呢？

服务器收到放到缓冲区，如果不是发送的顺序，那就是乱序问题------不可靠。

给了防止发送完之后乱序，在报文的报头中存在一个叫做序号的东西。作用之一：保证数据的按序到达--排序重组

数据丢失就要重传。

断开连接---四次挥手

当客户端C想给服务端S发送断开连接请求的时候，仍然是C与S都会互发FIN标志位的报文，会经历如下步骤。

C：C向S发送带有FIN标志位的报文，进入FIN_WAIT_1状态（需要注意的是FIN_WAIT_1 FIN_WAIT_2都C端的状态）。 ----第一次挥手

S：发送ACK标志位的报文，进入CLOSE_WAIT状态，表示接收到了对方的断开请求。 ---第二次挥手

C：接收到ACK之后，进入FIN_WAIT_2状态。

S：如果有消息，继续给C发消息，没有消息，S给C发送带有FIN标志位的报文（主动调用close（）时，才会发送FIN）。自己进入LAST_ACK状态（表示最后接受一次ACK就会关闭连接）---第三次挥手

C：接收到S的FIN报文之后，进入TIME_WAIT状态，向对方发送ACK报文，表示收到了断开请求。----第四次挥手

S：收到对方的ACK之后，断开连接。

C：这时候C不会立即断开连接，而是TIME_WAIT结束之后，才会进入CLOSED状态。

较粗的虚线表示服务端的状态变化情况 ; 较粗的实线表示客户端的状态变化情况; CLOSED 是一个假想的起始点 , 不是真实状态

理解TIME_WAIT状态

现在做一个测试 , 首先启动 server, 然后启动 client, 然后用 Ctrl-C 使 server 终止 , 这时马上再运行 server, 结果是 :

这是因为 , 虽然 server 的应用程序终止了 , 但TCP协议层的连接并没有完全断开, 因此不能再次监听同样的 server 端口. 我们用 netstat 命令查看一下 :

TCP协议规定, 主动关闭连接的一方要处于TIME_ WAIT状态,等待 两个MSL(maximum segment lifetime)的时间后才能回到CLOSED状态. 我们使用Ctrl-C终止了server, 所以server是主动关闭连接的一方, 在TIME_WAIT期间仍然不能再次监听同样的server端口; MSL在RFC1122中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在Centos7上默认配置的值是60s; 可以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看msl的值;

为什么是TIME_WAIT的时间是2MSL？--保证报文到达 + 下次安全

MSL是TCP报文的最大生存时间, 因此TIME_WAIT持续存在2MSL的话就能保证 在两个传输方向上的尚未被接收或迟到的报文段都已经消失(否则服务器立刻重启, 可能会 收到来自上一个进程的迟到的数据, 但是这种数据很可能是错误的);-- 不能立即重启：让不靠谱的报文消失。 同时也是在理论上保证最后一个报文可靠到达(假设最后一个ACK丢失, 那么服务器会再重发一个FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是TCP连接还在, 仍然可以重发LAST_ACK)

解决TIME_WAIT状态引起的bind失败的方法

在server的TCP连接没有完全断开之前不允许重新监听, 某些情况下可能是不合理的。服务器需要处理非常大量的客户端的连接(每个连接的生存时间可能很短, 但是每秒都有很大数量的客户端来请求)。这个时候如果由服务器端主动关闭连接(比如某些客户端不活跃, 就需要被服务器端主动清理掉), 就会产生大量TIME_WAIT连接（主动关闭的一方）。由于我们的请求量很大, 就可能导致TIME_WAIT的连接数很多, 每个连接都会占用一个通信五元组(源ip,, 协议). 其中服务器的ip和端口和协议是固定的源端口 . 如果新来的客户端连接的 , 目的ip, 目的端口 ip和端口号和TIME_WAIT占用的链接重复了, 就会出现问题使用 setsockopt() 设置 socket 描述符的选项 SO_REUSEADDR 为 1, 表示允许创建端口号相同但 IP地址不同的多个socket描述符---解决端口复用

setsockopt是一个在Unix和类Unix操作系统中的系统调用，用于设置套接字（socket）的选项。这些选项可以控制套接字的行为，比如发送和接收缓冲区的大小、超时时间、发送和接收的权限等。

#include <sys/socket.h>

int setsockopt(int socket, int level, int option_name, const void *option_value, socklen_t option_len);

下面是setsockopt函数的参数说明：

socket：需要设置选项的套接字描述符。
level：指定选项所在的协议层。常见的层级有：
- SOL_SOCKET：通用套接字选项。
- IPPROTO_TCP：TCP协议选项。
- IPPROTO_IP：IP协议选项。
- IPPROTO_IPV6：IPv6协议选项。
option_name：需要设置的选项名。常见的选项包括：
- SO_REUSEADDR：允许重用本地地址和端口。
- SO_RCVBUF：设置接收缓冲区的大小。
- SO_SNDBUF：设置发送缓冲区的大小。
- SO_KEEPALIVE：开启TCP保活机制。
- SO_LINGER：控制close函数的行为。
- TCP_NODELAY：禁用Nagle算法。
- option_value：指向一个变量的指针，该变量包含要设置的选项值。
option_len：option_value指向的数据的长度。

setsockopt函数的返回值：

成功时返回0。
失败时返回-1，并设置errno以指示错误类型。

倒数第二个参数表示设置选项的一些控制属性：0表关闭，非0表开启。大小表示需要设置的缓冲器大小。

理解 CLOSE_WAIT 状态

对于服务器上出现大量的 CLOSE_WAIT 状态 , 原因就是服务器没有正确的关闭 socket, 导致四次挥手没有正确完成 . 这是一个 BUG. 只需要加上对应的 close 即可解决问题。

滑动窗口

滑动窗口是一种流量控制机制，它允许发送方在不等待每个单独的确认的情况下连续发送多个数据包。窗口的大小由接收方的缓冲区容量决定，并且可以通过调整窗口大小来实现拥塞控制和流量管理。

刚才我们讨论了确认应答策略 , 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最大值 . 上图的窗口大小就是 4000个字节。 窗口解读 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;

左边：已发送已确认

窗口：已发送未确认、待发送

右边：未发送

应答机制

对方会反馈接收到的那部分数据，应答报文的32位确认序号位为：准确收到的序号位 + 1。

如：发送了1-1000个字节的报文，对方的确认序号设定为1001，表示前1000字节已经收到！

那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论.

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 ; 情况二 : 数据包就直接丢了 .

补发1001-2000报文之后，对方发来了7001应答，就可以继续发送7001-8000报文。当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到 1001 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 "我想要的是 1001"一样; 如果发送端主机连续三次收到了同样一个 "1001" 这样的应答, 就会将对应的数据 1001 - 2000 重新发送; 这个时候接收端收到了 1001 之后, 再次返回的ACK就是7001了(因为2001 - 7000)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 对方能直接发送7001报文的原因： 对方接收到2001-7000字段之后，不能直接使用，因为数据不完整，因此会将数据暂时放在缓冲区，等接收到1000-2000字段的报文之后，进行数据拼接，才能使用1000-7000字段的报文。对方使用了到7000字段报文之后，就可以直接发送7001字段的报文。

这种机制被称为 "高速重发控制"(也叫 "快重传")

当支持快重传时：没有收到C的报文，S端连续发送了3个重复的确认应答，这时C端就会补发缺失的报文。

超时重传机制机制：--500ms的整数倍

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 ? 回忆我们的 TCP 首部中 , 有一个 16 位窗口字段 , 就是存放了窗口大小信息 ; 那么问题来了 , 16 位数字最大表示 65535, 那么 TCP 窗口最大就是 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（size = n * 2^M）;

拥塞控制

虽然 TCP 有了滑动窗口这个大杀器 , 能够高效可靠的发送大量的数据 . 但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据 , 仍然可能引发问题 . 因为网络上有很多的计算机 , 可能当前的网络状态就已经比较拥堵 . 在不清楚当前网络状态下 , 贸然发送大量的数据 , 是很有可能引起雪上加霜的 . TCP 引入 慢启动 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 ;

此处引入一个概念程为拥塞窗口 发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1; 每次收到一个ACK应答, 拥塞窗口加1; 每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较, 取较小的值作为实际发送的窗口;

像上面这样的拥塞窗口增长速度 , 是指数级别的 . " 慢启动 " 只是指初使时慢 , 但是增长速度非常快 . 为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍. 此处引入一个叫做慢启动的阈值当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长.

当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值; 在每次超时重发的时候 , 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回1; 少量的丢包 , 我们仅仅是触发超时重传 ; 大量的丢包, 我们就认为网络拥塞 ; 当 TCP 通信开始后 , 网络吞吐量会逐渐上升 ; 随着网络发生拥堵 , 吞吐量会立刻下降 ; 拥塞控制 , 归根结底是 TCP 协议想尽可能快的把数据传输给对方 , 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案 . TCP 拥塞控制这样的过程 , 就好像 热恋的感觉

延迟应答

如果接收数据的主机立刻返回ACK应答, 这时候返回的窗口可能比较小. 假设接收端缓冲区为1M. 一次收到了500K的数据; 如果立刻应答, 返回的窗口就是500K; 但实际上可能处理端处理的速度很快, 10ms之内就把500K数据从缓冲区消费掉了; 在这种情况下, 接收端处理还远没有达到自己的极限, 即使窗口再放大一些, 也能处理过来; 如果接收端稍微等一会再应答, 比如等待200ms再应答, 那么这个时候返回的窗口大小就是1M; 一定要记得, 窗口越大, 网络吞吐量就越大, 传输效率就越高. 我们的目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效率; 那么所有的包都可以延迟应答么? 肯定也不是; 数量限制: 每隔N个包就应答一次; 时间限制: 超过最大延迟时间就应答一次; 具体的数量和超时时间, 依操作系统不同也有差异; 一般N取2, 超时时间取200ms。

捎带应答

在延迟应答的基础上 , 我们发现 , 很多情况下 , 客户端服务器在应用层也是 " 一发一收 " 的 . 意味着客户端给服务器说了 "How are you", 服务器也会给客户端回一个 "Fine, thank you"; 那么这个时候 ACK 就可以搭顺风车 , 和服务器回应的 "Fine, thank you" 一起回给客户端

三次握手就是捎带应答机制。（有时候，四次挥手会简化为三次挥手：即S端也不需要个C端传输数据的时候，可能会ACK与FIN一并发给C端）

紧急数据

紧急指针不是传统意义上的指针，而是一个相对指针。表示从当前序号开始，指向紧急数据结束的位置。

而紧急数据通常是1字节的内容

通过紧急指针（Urgent Pointer）字段来指示紧急数据的结束位置。紧急指针是一个16位的字段，它指出在TCP数据段中紧急数据的最后一个字节的序号。换句话说，紧急指针的值表示从当前段的序列号开始，紧急数据结束的位置。这个指针实际上是指向紧急数据之后的第一个字节，而不是紧急数据在内容中的偏移。

但是紧急数据一般只有1字节或者几个字节的内容！

面向字节流

创建一个TCP的socket, 同时在内核中创建一个 发送缓冲区 和一个 接收缓冲区; 调用write时, 数据会先写入发送缓冲区中; 如果发送的字节数太长, 会被拆分成多个TCP的数据包发出; 如果发送的字节数太短, 就会先在缓冲区里等待, 等到缓冲区长度差不多了, 或者其他合适的时机发送出去; 接收数据的时候, 数据也是从网卡驱动程序到达内核的接收缓冲区; 然后应用程序可以调用read从接收缓冲区拿数据; 另一方面, TCP的一个连接, 既有发送缓冲区, 也有接收缓冲区, 那么对于这一个连接, 既可以读数据, 也可以写数据. 这个概念叫做 全双工 由于缓冲区的存在, TCP程序的读和写不需要一一匹配, 例如: 写100个字节数据时, 可以调用一次write写100个字节, 也可以调用100次write, 每次写一个字节; 读100个字节数据时, 也完全不需要考虑写的时候是怎么写的, 既可以一次read 100个字节, 也可以一次read一个字节, 重复100次;

粘包问题

首先要明确, 粘包问题中的 "包"。在TCP的协议头中, 没有如同UDP一样的 "报文长度" 这样的字段, 但是有一个序号这样的字段. 站在传输层的角度, TCP是一个一个报文过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中. 站在应用层的角度, 看到的只是一串连续的字节数据. 那么应用程序看到了这么一连串的字节数据, 就不知道从哪个部分开始到哪个部分, 是一个完整的应用层数据包。在TCP中，采取了定长报头 + 自描述字段信息去解决报文的完整性问题。 那么如何避免粘包问题呢? 归根结底就是一句话, 明确两个包之间的边界. 对于定长的包, 保证每次都按固定大小读取即可; 例如上面的Request结构, 是固定大小的, 那么就从缓冲区从头开始按sizeof(Request)依次读取即可; 对于变长的包, 可以在包头的位置, 约定一个包总长度的字段, 从而就知道了包的结束位置; 对于变长的包, 还可以在包和包之间使用明确的分隔符(应用层协议, 是程序猿自己来定的, 只要保证分隔符不和正文冲突即可） 对于UDP协议来说, 是否也存在 "粘包问题" 呢? 对于UDP, 如果还没有上层交付数据, UDP的报文长度仍然在. 同时, UDP是一个一个把数据交付给应用层. 就有很明确的数据边界. 站在应用层的站在应用层的角度, 使用UDP的时候, 要么收到完整的UDP报文, 要么不收. 不会出现"半个"的情况（面向数据报--寄信）想要解决这些问题，只能在应用层进行协议定制。

TCP异常情况

进程终止: 进程终止会释放文件描述符, 仍然可以发送FIN. 和正常关闭没有什么区别. (文件的生命周期随进程）机器重启（会先杀掉所有进程）: 和进程终止的情况相同. 机器掉电/网线断开: 接收端认为连接还在（掉电之后OS不受管控）, 一旦接收端有写入操作, 接收端发现连接已经不在了, 就会进行reset. 即, 会定期询问对方是否还在使没有写入操作 . 如果对方不在 , TCP自己也内置了一个保活定时器 , 也会把连接释放. 另外, 应用层的某些协议, 也有一些这样的检测机制. 例如HTTP长连接中, 也会定期检测对方的状态. 例如QQ, 在QQ断线之后, 也会定期尝试重新连接

TCP小结

为什么TCP这么复杂? 因为要保证可靠性, 同时又尽可能的提高性能.

其他 : 定时器(超时重传定时器, 保活定时器, TIME_WAIT定时器等基于 TCP 应用层协议 HTTP HTTPS SSH Telnet FTP SMTP 当然 , 也包括你自己写 TCP 程序时自定义的应用层协议 ;

TCP/UDP对比

我们说了 TCP 是可靠连接 , 那么是不是 TCP 一定就优于 UDP 呢 ? TCP 和 UDP 之间的优点和缺点 , 不能简单 , 绝对的进行比较 TCP用于可靠传输的情况, 应用于文件传输, 重要状态更新等场景; UDP用于对高速传输和实时性要求较高的通信领域, 例如, 早期的QQ, 视频传输等. 另外UDP可以用于广播; 归根结底 , TCP 和 UDP 都是程序员的工具 , 什么时机用 , 具体怎么用 , 还是要根据具体的需求场景去判定