Linux-传输层协议TCP

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;

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;

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(BSDUnix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

客户端视角

一.三次握手（连接建立）

初始状态：CLOSED

应用层调用socket(）创建套接字，再调用connect（）发起连接请求。

1..第一次握手：发送SYN

向服务端发送SYN报文，状态切换为SYNSENT，阻塞等待服务端响应。

2.第二次握手：接收SYN+ACK

收到服务端的SYN+ACK报文，确认服务端的连接请求。

3..第三次握手：发送ACK

向服务端回复ACK报文，状态切换为ESTABLISHED，cOnnect(）返回，连接建立完成。

二.四次挥手（连接释放）

初始状态：ESTABLISHED

应用层调用close(fd）主动关闭连接。

1.第一次挥手：发送FIN

向服务端发送FIN报文，状态切换为FINWAIT_1，等待服务端确认。

2.第二次挥手：接收ACK

收到服务端的ACK报文，状态切换为FINWAIT_2，等待服务端的关闭请求。

3.第三次挥手：接收FIN

收到服务端的FIN报文，状态切换为TIME_WAIT。

4.第四次挥手：发送ACK

向服务端回复ACK报文，等待2MSL后，状态切换为CLOSED，连接彻底关闭。

服务端视角

一.三次握手（连接建立）

初始状态：CLOSED

应用层依次调用socket()、bind()、listen()，将套接字设置为监听状态，状态切换为LISTEN。

1.第一次握手：接收SYN

收到客户端的SYN报文。

2.第二次握手：发送SYN+ACK

向客户端回复SYN+ACK报文，状态切换为SYN_RCVD。

3.第三次握手：接收ACK

收到客户端的ACK报文，状态切换为ESTABLISHED，accept(）返回，连接建立完成。

二. 四次挥手（连接释放）

初始状态：ESTABLISHED

持续通过read()/write（）与客户端通信。

1.第一次挥手：接收FIN

收到客户端的FIN报文，read(）返回0，表示客户端已关闭发送方向。

2.第二次挥手：发送ACK

向客户端回复ACK报文，状态切换为CLOSEWAIT，此时仍可向客户端发送剩余数据。

第三次挥手：发送FIN

应用层处理完数据后，调用close(connfd)，向客户端发送FIN报文，状态切换为LAST_ACK。

4.第四次挥手：接收ACK

收到客户端的ACK报文，状态切换为CLOSED，连接彻底关闭

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;

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

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

理解CLOSE_WAIT状态

之前我们已经写过简单的TCP套接字的实现在这里我们把TCP服务端的close(serverfd)去除实验

我们编译运行服务器.启动客户端链接,查看TCP状态,客户端服务器都为 ESTABLELISHED 状态, 没有问题. 然后我们关闭客户端程序,观察TCP状态

此时服务器进入了CLOSE_WAIT状态,结合我们四次挥手的流程图,可以认为四次挥手没有正确完成.

小结: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

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;

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.

CP 使用的是 累计确认（Cumulative ACK）：

主机 B 发出的 ACK 下一个是N，意思是： "我已经成功收到了 所有序号 < N 的数据，请从 N 开始继续发。"
所以：
- 即使 下一个是2001 的 ACK 丢了，只要主机 A 收到后面的 下一个是3001，就等于被告知：1~3000 都已经被成功接收，中间丢的那个 ACK 完全不需要重传。

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").

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;

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;

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"Howareyou",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,thankyou"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;

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,也会定期检比特就业课测对方的状态.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

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

用UDP实现可靠传输(经典面试题)

参考TCP的可靠性机制,在应用层实现类似的逻辑;

例如:

• 引入序列号,保证数据顺序; • 引入确认应答,确保对端收到了数据;

• 引入超时重传,如果隔一段时间没有应答,就重发数据; • ......