[计算机网络]---TCP协议-编程知识

前言

作者：小蜗牛向前冲

名言：我可以接受失败，但我不能接受放弃

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一、TCP协议格式

1、格式框架

2、TCP协议的三次握手和四次挥手的的细节

二、滑动窗口

三、流量控制

四、拥塞控制

五、延迟应答

六、捎带应答和面向字节流

七、粘包问题和TCP异常情况

八、 TCP小结

本期学习：TCP协议的格式。TCP协议的机制：滑动窗口，流量控制，拥塞控制，延迟应答，稍带应答。 TCP协议是面向字节流的，粘包问题和TCP异常情况。

一、TCP协议格式

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;

1、格式框架

对于tcp协议他是有自己的标准长度的20个字节。那我们清楚tcp的协议的报头是什么吗？和UDP的结构一样吗？

对于tcp协议他的报头和UDP和一样也包含了16位的源端口和16位的目的端口(告诉进程，从哪里来，到哪里去)，但是他还包含UDP协议没有的部分，根据下图一起来了解一下吧！

问题1：我们知道协议其实就是结构化的数据，为将报头和有效载荷分离，那我们肯定要知道报头多大，把报头读完，后面就是有效载荷。而报头的长度其实就和4位首部长度有关

4位TCP报头长度 (数据偏移)

它指定了TCP首部的长度，以32位字长为单位。因为TCP头部长度最大为60个字节，而一个TCP报文段的最大长度是65535字节（64kb），所以TCP首部长度必须编码成4位，取值范围为0到15（即0x0到0xF）。这个值乘以4才是TCP头部的长度，因此TCP头部最小长度为20字节，最大长度为60字节。

问题2：我们一个tcp协议的报文，从客户端发送到服务器，是如何保证我报文发送的顺序，客户端是如何知道服务器已经收到我发送的报文的你呢？

这就不得不提TCP协议中结构中32位的序号和32位的确认序号。

32位的序号和32位的确认序号

序号（Sequence Number）：用于对TCP报文段进行唯一编号，使得接收方可以按照正确的顺序重新组装传输的数据。序号表示发送方在发送数据时将字节流分成多个报文段时，每个报文段中第一个字节的序号。

确认号（Acknowledgement Number）：用于确认已经成功接收到的数据，同时指示接收方期望接收到的下一个字节的序号。确认号表示接收方期望从发送方接收的下一个字节的序号。

我们知道一个数据从客户端到服务器，本质上是调用了系统的拷贝函数(wirte revc sendto),将客户端发送缓冲区的数据发送到服务器的接收缓冲区。

问题3： 但是客户端在发送数据的怎么知道，服务器的缓冲区还有多大，从而决定我的发送速度？

16位窗口

TCP协议中的16位窗口是指TCP报文段中的窗口字段，用于进行流量控制。窗口大小表示接收方的缓冲区大小，即接收方能够接收的数据量。

在TCP通信过程中，发送方会根据接收方的窗口大小来决定发送数据的数量。发送方通过将窗口大小值放置在TCP报文段的窗口字段中，告知接收方可以接收的数据量。接收方通过该窗口字段来控制发送方的发送速率，以避免接收方的缓冲区溢出。

注意：

口大小是动态变化的，它可以根据网络的拥塞状况来进行调整。当网络拥塞时，接收方可以减小窗口大小，限制发送方的发送速率，从而减少网络负载。而当网络畅通时，接收方可以增大窗口大小，以提高传输效率。
窗口大小是以字节为单位的，因此16位窗口字段的取值范围为0到65535字节。较大的窗口大小可以提供更高的吞吐量，但也会增加网络拥塞的风险。

问题4：上面说如果服务器接收到了客户端发送的数据就回进行应答，但是我们怎么知道服务器收到的是一个完整数据呢？

16位校验和:

TCP 的 16 位校验和是 TCP 头部的一个重要部分，用于检测数据在传输过程中是否发生了错误或者数据是否被篡改。

计算 TCP 校验和的过程如下：

将 TCP 报文段按照 16 位（2 字节）为单位进行分割。
将分割后的每个 16 位数据字段（以二进制形式表示）相加，得到一个 32 位的中间结果。
如果最后还剩下一个 16 位数据字段，将其视为一个 16 位值，添加到中间结果中。
如果中间结果的高 16 位不为 0，则将高 16 位和低 16 位相加，直到高 16 位为 0 为止，得到一个 16 位的结果。
将这个 16 位的结果按位取反，得到最终的 16 位校验和。

问题5：我们知道在TCP过程中会经历3次牵手和4次挥手的过程，其实会传输SNY，FIN类型的报文，这有什么用？

那其实是报文的类型，比如到有SYN表示确实的类型的报文。

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。

问题6我们知道报文是发送是有顺序的，如果我们有一个紧急报文要操作系统处理，该怎么办？

16位紧急指针：

标识哪部分数据是紧急数据

2、TCP协议的三次握手和四次挥手的的细节

问题1：为什么在建立链接一定是三次握手，不能是一次或者二次，甚至是N次握手呢?

确认双方能够收发数据： 在 TCP 连接建立之前，服务器和客户端都需要确认对方能够正常收发数据。第一次握手的作用是客户端向服务器发送连接请求，第二次握手是服务器收到请求并确认，并向客户端发送确认，而第三次握手是客户端收到确认并向服务器发送确认。通过这样的握手过程，双方都能够确信对方能够收发数据。

防止旧连接请求的影响： 如果采用一次或者两次握手，可能会导致已经失效的连接请求被错误地接受，从而导致不必要的连接建立或其他问题的发生。通过三次握手，可以有效地避免这种情况的发生。

确保双方的序列号正确： TCP 的连接建立过程中，双方需要交换各自的初始序列号，用于后续数据的可靠传输。三次握手确保了双方都能够正确地获得对方的序列号，并且达成一致。

可靠性和安全性考虑： 通过三次握手，可以在连接建立的过程中进行双向的确认，提高了连接的可靠性。同时，三次握手也有助于防止恶意的连接请求，提高了连接的安全性。

问题2： 在四次挥手的过程中，客户端请求断开链接，服务器同意。为什么最后在服务器请求断开链接后，客户端还能发送ack报文同意呢？链接不是早就断开了吗？

其实之前断开链接是指不在发送用户数据，操作系统底层在一定时间能还是有交互的，最终的关闭是有用户在上层调用close(sock）才关闭。

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.

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. 这时候我们可以利用前面提到的序列号, 就可以很容易做到去重的效果。

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。

CP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：

服务端状态转化:

[CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用listen后进入LISTEN状态(listen), 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(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(established), 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);
[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(last_ack), 等待最后一个 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(established),, 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_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(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(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.

下图是TCP状态转换的一个汇总:

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

想一想, 为什么是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);
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);

但是假设我们的服务因为一些原因要重新启动，但是因为tcp在服务器断开链接会处于TIME_WAIT状态，认bind绑定失败，但是我们不可以等待2*MSL时间，这样对于一些大公司可能会造成巨大的损失，那有什么方法解决吗？

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

问题3：如果服务器出现了大量的CLOSE_WAIT状态，是由什么引起的？

服务器有Bug,没有做close文件描述符的动作
服务器有压力，可能一直发送信息给clinet，没有时间close

问题4：为什么我们在第一次交换数据，就可以知道对方缓冲区接收数据的能力？

因为在通信前进行了三次握手，双方交换窗口的大小。

问题5：我们发送数据，在没有接收到ACK应答时候要保留数据(为了支持重传)，那数据保持在哪里？

保存在滑动窗口

二、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.

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(四个段).
发送前四个段的时候, 不需要要等待任何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;

从上面我们知道滑动窗口，是提高数据发送效率的一段空间，那空间是怎么样的呢?

下面我们姑且认为滑动窗口其实就是线性的一段数组空间

对于发送缓冲区来说我我们可以分为四个部分：

已经发送的数据(收到应答)。
已经发送数据但是没有收到应答(滑动窗口）。
数据尚未发送。
没有数据，只有空间。

问题1：窗口大小是怎么设定的，未来怎么变化？

窗口大小和对方的接收能力(后面还要考虑网络情况)有关。
win_start =0,win_end =win_start+tcp_win未来无论窗口怎么滑动，都要保证对方能够可以接收到。
窗口的大小可以向右滑动，也可以保持不动，肯定不会向左滑动。
窗口可以变大也可以变小。

问题2：如果收到应答不是最左侧但发送的确认报文，而是中间的或者说结尾的怎么办？要滑动窗口吗？

在解决这个问题的时候，我们要了解一下丢包的情况。

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

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

知道丢包的情况，下面我们继续来讨论上面的提问：

出现收到应达，不是滑动窗口最前面的数据，则极大可能就是丢包了。
我们知道在收到应答的时候会带上确认序号：ACK seq X+1,表示之前所以的数据全部收到了。
则后面数据发送的应答的确认，序号只可能是在丢包的确实序号1000，当重复收到3次以上1000确认序号，会触发重传机制。(假设丢包的确认序号为1000)
滑动窗口移动的本质是数组下标的更新，数组下标和确认序号有关。
由于丢包序号一直不变，所以滑动窗口不移动，等待重传机制的触发。

问题3：如果滑动窗口一直移动，没有空间了怎么办?

这是不可能发生的，因为缓冲区内核组织是环型结构

三、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;

四、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

五、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;

六、捎带应答和面向字节流

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

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

七、粘包问题和TCP异常情况

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)

思考: 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.
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.