【Linux系统化学习】传输层——TCP协议

也是在使用套接字那片文章同样提到，TCP协议的每一端都是有接收和发送缓冲区的；正是因为这个缓冲区才能体现出，它的全双工特点。之前使用各种写入和读取套接字的函数进行通信时，作为应用层只是将数据拷贝到传输层；因此哪些函数只是拷贝函数，并不能真实的实现网络通信，真正的发送和接受依旧是TCP协议完成的。TCP协议将发送缓冲区的数据发送到对方的接收缓冲区；上层又将接收缓冲区的数据通过函数拷贝到应用层，实现网络通信。

TCP协议

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

字段含义：

源/目的端口号：表示数据是从哪个进程来，到发送到对端主机上的哪个进程。
32位序号/32位确认序号：分别代表TCP报文当中每个字节数据的编号以及对对方的确认，是TCP保证可靠性的重要字段。
4位TCP报头长度：表示该TCP报头的长度，以4字节为单位。
6位保留字段：TCP报头中暂时未使用的6个比特位。
16位窗口大小：保证TCP可靠性机制和效率提升机制的重要字段。
16位检验和：由发送端填充，采用CRC校验。接收端校验不通过，则认为接收到的数据有问题。（检验和包含TCP首部+TCP数据部分）
16位紧急指针：标识紧急数据在报文中的偏移量，需要配合标志字段当中的URG字段统一使用。
选项字段：TCP报头当中允许携带额外的选项字段，最多40字节。

六个标志位

URG：紧急指针是否有效。

ACK：确认序号是否有效。

PSH：提示接收端应用程序立刻将TCP接收缓冲区当中的数据读走。

RST：表示要求对方重新建立连接。我们把携带RST标识的报文称为复位报文段。

SYN：表示请求与对方建立连接。我们把携带SYN标识的报文称为同步报文段。

FIN：通知对方，本端要关闭了。我们把携带FIN标识的报文称为结束报文段。

URG标志位和紧急指针

作为发送方对接收方发送数据的时候，总会有一些紧急时刻发送紧急任务；例如：上传一些数据的时候需要终止上传

对于这种紧急任务作为接收方需要我们紧急处理这个任务，因此我们就将这个报头中的URG标志位置1，表示在这个数据报的有效载荷中包含紧急任务；将报头中的紧急指针填充为紧急任务在有效载荷中的偏移量。让接收方对这个紧急任务插队处理。

为什么要有标志位/标志位的作用？

标志位可以理解为发送端发送的消息类型；实际中可能有多台客户端给服务端发送消息，每种客户端都有可能发送不同的消息，并且当接收端接收到消息的时候也能够知道消息的类型方便处理，提高效率。

两个问题

如何解决报头和有效载荷的分离问题？

TCP协议的标准报头长度为20字节；在这20字节中包含4位的首部长度，可以先读取前20字节获得首部长度，用总长度减去读取到的首部长度就是有效载荷。

注意：首部长度虽然只有四位，但是它的单位为4字节；4位表示的范围为0-15，但是它的单位为4字节；因此他所能表示的范围为0-60，最大刚好是标准长度加最大选项长度。

有效载荷如何向上交付？

应用层的每一个网络进程都必须绑定一个端口号。

服务端进程必须显示绑定一个端口号。
客户端进程由系统动态绑定一个端口号。

而TCP的报头中涵盖了目的端口号，因此TCP可以提取出报头中的目的端口号，找到对应的应用层进程，进而将有效载荷交给对应的应用层进程进行处理。

确认应答机制

TCP的确认应答（Acknowledgment, ACK）机制是TCP协议中确保数据可靠传输的关键部分。这个机制允许接收端确认已经成功接收到的数据段，从而确保发送端可以按需重传任何丢失或损坏的数据段。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。这也就是协议报头中32位序号/32位确认序号的作用。

注意：这里隐含一个问题TCP协议做不到百分百可靠的网络通信，因为最新的一条消息没有应答；如果有应答，对于发送方就能确保上一条以及之前的消息对方已经收到。

流量控制

上面提到TCP协议是含有缓冲区的，缓冲区的大小也是有限的。如果作为发送方不清楚对方缓冲区的大小疯狂的给接收方发送消息，接收方的缓冲区很快就会被写满；这种情况如何处理呢？也不可能直接丢弃，发送的消息不远万里通过网络"跋山涉水"到达接收方，就因为接收方的缓冲区被写满了就直接丢弃，非常的不合理和不高效。

并且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;

PSH标志位

当缓冲区写满发送方被阻塞后，发送方如何判断缓冲区有空间了可以进行数据发送了？

作为发送方会定期发送询问报文，这个报文不含有任何有效载荷；对接收方进行询问窗口大小。并且在报头中将PSH标志位置为1，用于提示接收方立即处理数据。当发送方希望接收方尽快处理数据时，可以发送一个带有PSH标志的TCP包。但需要注意的是，PSH标志并不能保证数据立即被处理，它只是一个提示。

作为接收方当缓冲区有空间了，会给发送方发送当前的窗口大小。

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., 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

三次握手

三次握手时的状态变化如下：

最开始时客户端和服务器都处于CLOSED状态。

服务器为了能够接收客户端发来的连接请求，需要由CLOSED状态变为LISTEN状态。

此时客户端就可以向服务器发起三次握手了，当客户端发起第一次握手后，状态变为SYN_SENT状态。

处于LISTEN状态的服务器收到客户端的连接请求后，将该连接放入内核等待队列中，并向客户端发起第二次握手，此时服务器的状态变为SYN_RCVD。

当客户端收到服务器发来的第二次握手后，紧接着向服务器发送最后一次握手，此时客户端的连接已经建立，状态变为ESTABLISHED。

而服务器收到客户端发来的最后一次握手后，连接也建立成功，此时服务器的状态也变成ESTABLISHED。

至此三次握手结束，通信双方可以开始进行数据交互了。

为什么是三次握手？

第一次握手：客户端向服务器发送的报文当中的SYN位被设置为1，表示请求与服务器建立连接。

第二次握手：服务器收到客户端发来的连接请求报文后，紧接着向客户端发起连接建立请求并对客户端发来的连接请求进行响应，此时服务器向客户端发送的报文当中的SYN位和ACK位均被设置为1。

第三次握手：客户端收到服务器发来的报文后，得知服务器收到了自己发送的连接建立请求，并请求和自己建立连接，最后客户端再向服务器发来的报文进行响应。

当我们只进行一次握手的时候，发送方可以疯狂的给接收方发送SYN请求；如果只进行两次握手发可以将对方的ACK应答忽略；这样做发送方会无差别的攻击接收方，耗尽接收方的资源；导致正常用户无法访问，这就是SYN洪水。

上面我们提到TCP协议对于发送方和接收方是全双工的，并且通信信道是通畅的。

因此作为发送方和接收方在通信前都要对上面的两个条件进行验证，满足后双方才可以进行通信。

第一次握手，由建立连接的一方进行发起请求，作为接收方收到请求；此时代表发送方可以发送消息，接收方可以接收消息。
第二次握手，由接收方发送应答消息和请求与对方连接的消息，作为发送方收到消息；此时代表接收方可以发送消息和发送方可以接收消息。
经过前两次握手，此时的接收方和发送方都可以接收以及发送消息；也就验证了TCP协议的全双工属性，和通信信道是通常的这两个条件。
第三次握手，经过第二次握手发送方已经接收到接收方的连接请求，要对连接请求进行应答，当应答消息发送出去的一刻，就代表发送方已经建立连接成功。作为接收方，收到应答的那一刻，就代表了接收方已经建立连接成功。因此奇数次握手发送端会优先将连接建立好，然后接收端在建立连接。
还有一种理解方案是将第二次握手理解为一次捎带应答，将接收方的ACK应答和SYN请求分开；这样的话就是四次握手。

RST标志位

由于种种原因发送方的第三次握手有可能会丢包，此时发送方已经认为建立好连接了；但是接收方没有收到发送方的ACK应答，就会认为建立连接没有成功，也就代表连接没有成功；发送方发送数据的时候，接收方会将报头中的RST标志位置为1；让发送方进行重新连接；

四次挥手

四次挥手时的状态变化如下：

在挥手前客户端和服务器都处于连接建立后的ESTABLISHED状态。

客户端为了与服务器断开连接主动向服务器发起连接断开请求，此时客户端的状态变为FIN_WAIT_1。

服务器收到客户端发来的连接断开请求后对其进行响应，此时服务器的状态变为CLOSE_WAIT。

当服务器没有数据需要发送给客户端的时，服务器会向客户端发起断开连接请求，等待最后一个ACK到来，此时服务器的状态变为LASE_ACK。

客户端收到服务器发来的第三次挥手后，会向服务器发送最后一个响应报文，此时客户端进入TIME_WAIT状态。

当服务器收到客户端发来的最后一个响应报文时，服务器会彻底关闭连接，变为CLOSED状态。

而客户端则会等待一个2MSL（Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间）才会进入CLOSED状态。

还是以服务器和客户端为例，当客户端与服务器通信结束后，需要与服务器断开连接，此时就需要进行四次挥手。

第一次挥手：客户端向服务器发送的报文当中的FIN位被设置为1，表示请求与服务器断开连接。
第二次挥手：服务器收到客户端发来的断开连接请求后对其进行响应。
第三次挥手：服务器收到客户端断开连接的请求，且已经没有数据需要发送给客户端的时候，服务器就会向客户端发起断开连接请求。
第四次挥手：客户端收到服务器发来的断开连接请求后对其进行响应。

四次挥手结束后双方的连接才算真正断开。

为什么是四次挥手？

由于TCP是全双工的，建立连接的时候需要建立双方的连接，断开连接时也同样如此。在断开连接时不仅要断开从客户端到服务器方向的通信信道，也要断开从服务器到客户端的通信信道，其中每两次挥手对应就是关闭一个方向的通信信道，因此断开连接时需要进行四次挥手。

需要注意的是，四次挥手当中的第二次和第三次挥手不能合并在一起，因为第三次握手是服务器端想要与客户端断开连接时发给客户端的请求，而当服务器收到客户端断开连接的请求并响应后，服务器不一定会马上发起第三次挥手，因为服务器可能还有某些数据要发送给客户端，只有当服务器端将这些数据发送完后才会向客户端发起第三次挥手。

只有在极少数的情况下可以将第二次挥手和第三次挥手进行捎带应答；那就是当发送端的断开请求刚好被接受方收到的时候，接收方刚好处理完数据也要准备发送断开连接的请求的时候；这个特定的时刻可以作为一次捎带应答，也就是三次挥手。

CLOSE_WAIT状态

当发送方发送FIN请求后，代表了发送方数据已经发送完成，上层调用close函数；此时发送方进入FIN_WAIT_2状态。

当接收方接收到发送方的FIN请求时，可能对发送方之前发送的数据还没有处理完由于还要处理这些数据，接收方就不能调用close函数；此时接收方的状态就为CLOSE_WAIT状态。

CLOSE_WAIT状态持续时间过长，可能表示有资源泄漏或其他问题。例如，如果应用程序没有正确地关闭套接字或释放资源，就可能导致CLOSE_WAIT状态持续存在。这可能会消耗大量的系统资源，甚至导致系统崩溃。因此，开发人员需要密切关注和处理这种状态，以确保系统的稳定性和性能。

TIME_WAIT状态

当发送方收到接收方的FIN请求的时候，会进入到TIME_WAIT状态；因为，数据是通过各种网络设备才能到达对方，传播过程中不妨有各种意外状况导致数据传送很慢。要是我们直接ACK请求后，双方彻底断开连接。当关闭连接后无时间差的再次连接后，上次连接出现意外未到达的数据在这次连接后被接收方收到，会造成信息差异。

还有一种情况就是确保接收方收到发送方的ACK应答。

因此为了上面的情况发生我们就要等待一段时间，在这段时间内对于发送方来说虽然连接已经终止，但是IP和端口号无法复用，依旧被占用；这段时间也就是TIME_WAIT状态。

TIME_WAIT等待时长是多少？

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。

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;

TIME_WAIT为什么是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);

解决TIME_WAIT状态引起的bind失败的方法

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。

滑动窗口

上面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).

上图的窗口大小是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值4000个字节(四个段)。

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;

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;

这种机制被称为 "高速重发控制"(也叫 "快重传").

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.

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.

上面的滑动窗口只考虑了接收方的窗口大小，当引入网络的拥塞控制后；此时滑动窗口的大小就应该为两者的最小值。

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

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的异常情况

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：

服务器会定期客户端客户端的存在状况，检查对方是否在线，如果连续多次都没有收到ACK应答，此时服务器就会关闭这条连接。
此外，客户端也可能会定期向服务器"报平安"，如果服务器长时间没有收到客户端的消息，此时服务器也会将对应的连接关闭。

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.

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

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协议对比

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.

今天对Linux网络传输层TCP协议的分享到这就结束了，希望大家读完后有很大的收获，也可以在评论区点评文章中的内容和分享自己的看法；个人主页还有很多精彩的内容。您三连的支持就是我前进的动力，感谢大家的支持！！!