传输层协议TCP

TCP全称为 传输控制协议(Transmission Control Protocol)，就是要对数据的传输进行一个详细的控制。

TCP协议段格式

源端口：发送方的端口号，用来标识发送端的应用程序或进程。

目标端口：接收方的端口号，用来标识接收端的应用程序或进程。

序号：用于标识发送的数据流的顺序。对于连接中的第一个数据段，其序号等于初始序列号。

确认序号：如果 ACK 标志位被设置，该字段表示期望接收到的数据的下一个字节的序号（即确认号）。如果没有设置 ACK 标志，则该字段无意义。

4位首部长度：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=60字节，一般TCP报头长度是20字节，而TCP报头最大为60字节，剩下的就是选项的内容。

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

确认应答机制

TCP将每个字节的数据都进行了编号，即为序列号，其实就是TCP发送缓存区或接收缓存区的数组的下标(可以这么理解)，

发送方发送数据，接收方每次都会回应ACK，并带有对应的确认序号，意思是告诉发送方，我已经发送了哪些数据，下一次从哪里开始发，比如：发送方发送了数据编号为1~1000的数据，接受方应该回应确认序号为1001，表示1001号之前的数据已经接受了，那么发送方不断地发送多个数据，接收方不断接受数据，这样可以吗？

其实，确认号4001表示，在4001之前的序列号都已经接收了，即使2001和3001的数据，发送方没有收到，只收到了4001，发送方就知道，接收方已经接受了全部数据了。

超时重传机制

主机A发送数据给主机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没有收到B发来的确认应答(也就是ACK)，也可能是ACK丢失了

因此主机B可能会收到重复数据，那么TCP协议需要识别出哪些包是重复的包，并且的重复的包丢掉。每次发来的数据的序号可以很好的解决这个问题，序号一样的就是重复的数据。

那么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有比较高性能的通信，因此会动态计算这个最大超时时间

Linux 中(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

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端并进入到CLOSE_WAIT状态。

[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);当服务器准备调用close关闭连接时，会向客户端发送FIN，此时服务器进入到LAST_ACK状态，等待最后一个ACK到来。

[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ESTANLISHED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TIME_WAIT，并发出LAST_ACK。

[TIME_WAIT->CLOSED]：客户端要等待一个2MSL(Max Segment Life, 报文最大生存时间)的时间，才会进入CLOSED状态。

理解TIME_WAIT状态

当我们启动服务器和客户端，然后使服务器终止，这时马上启动服务器，会发现服务器绑定端口失败，这是因为，虽然服务器的进程关闭了，但是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端口

TCP协议规定，主动断开连接的一方要处于TIME_WAIT状态，等待两个MSL时间才能回到CLOSED状态。

所以服务器在TIME_WAIT期间不能监听同样的服务器端口。

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。

为什么TIME_WAIT的时间是2MSL?

MSL是TCP报文的最大生存时间，因此TIME_WAIT持续存在2MSL的话，就能保证两个传输方向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迟到的数据，这种数据很可能是错误的。

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。

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, 源端口, 目的 ip, 目的端口, 协议). 其中服务器的 ip 和端口和协议是固定的. 如果新来的客户端连接的 ip 和端口号和 TIME_WAIT 占用的链接重复了, 就会出现问题。

解决方法

使用setsockopt()设置socket的描述符选项SO_REUSEADDR为1，表示允许创建端口号相同但是IP地址不同的多个socket描述符

滑动窗口

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。

我们可以一次发送多条数据，提高效率，这就引出了滑动窗口的概念

窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送大量数据的最大值，上图的窗口大小是4000个字节(4个段)

发送前4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, 继续发送下一个段的数据

滑动窗口会根据ACK报文报头部分的窗口大小指针，调整窗口大小，然后向后移动，发送剩下的数据

如果发送的多个数据中，有某一条数据发生丢包，如何进行重传呢？这里分两种情况讨论

情况一：数据包收到，但是确认的ACK丢包了

这种情况，可以通过后续的ACK的确认序号进行确认，只要最后一个ACK收到，也就是确认6001之前的数据都已经收到了

情况二：数据包丢了

这时就要进行重传了，当1001~2000的报文丢失时，后续的确认ACK的序号都是1001，这样我们就知道，我们下一个报文丢失了，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 的数据，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，这种机制也被称为高速重发控制，也叫快重传

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填充满, 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。

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。

此处引入一个概念称为拥塞窗口

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。

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。

粘包问题

首先要明确, 粘包问题中的 "包" , 是指的应用层的数据包。

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。

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

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。

机器重启： 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, 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. 即使没有写入操作, TCP 自己也内置了一个保活定时器, 会定期询问对方是否还在. 如果对方不在, 也会把连接释放。

TCP小结

可靠性

校验和

序列号(按序到达)

确认应答

超时重发

连接管理

流量控制

拥塞控制

提高性能

滑动窗口

快速重传

延迟应答

捎带应答

其它

定时器(超时重传定时器, 保活定时器, TIME_WAIT 定时器等)

TCP和UDP对比

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。