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前言
在上篇文章中，我们掌握了TCP基础结构与可靠传输的核心原理。本篇作为TCP协议进阶收尾笔记，聚焦TCP容易踩坑、考试面试高频难点。
💡：本文重点讲解TCP面向字节流的特性、网络开发最常见的粘包问题及解决思路、TCP各类异常断开场景，最后全面总结TCP核心特点，并与UDP协议进行全方位对比。帮你补齐TCP所有知识盲区，彻底学完学懂TCP传输协议。
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4. TCP保证可靠性的机制（续）
4. 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(FlowControl);
- 接收端将自⼰可以接收的缓冲区剩余空间大小放入 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
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5. 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
🐾 那我们一次多发几条数据，是不是就能解决一发一收带来的性能较低问题了！（其实就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;
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🐾 QS1：发送报文后， 收到 ACK 应答前，在这期间处于超时重传的等待时间。在等待时间以内，发送方不能将已经发送的报文丢弃，而是要保存起来。 问题是，这些数据应该保存在哪？
- 答：TCP将部分数据在发送的时候直接保留在发送缓冲区了，然后只要通过某种方式进行区域划分即可，所以引入了滑动窗口（
本质上就是双指针）
🐾 将发送缓冲区中的数据分成三部分
- 已经发送 & 已经收到应答的数据。
- 已经发送 & 还没收到应答的数据 (滑动窗口)。
- 待发送的数据
注意 ：滑动窗口的大小不是固定的，会根据接收端的数据接收能力来调整滑动窗口的大小
-
接收端的数据接收能力强，滑动窗口就大；接收端的数据接收能力弱，滑动窗口就小
-
动窗口的实际大小不止依靠接收端的窗口大小，还要根据之后的拥塞控制中的拥塞窗口来判断
🐾 但是，出现了丢包的情况，该如何重传呢？这里分两种情况讨论！
情况1： 数据包已经抵达，ACK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2： 数据包直接丢了
- 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").
5.1 滑动窗口通过双指针实现
TCP 的缓冲区本质上就是个字符数组，而 TCP 报文中的序号就是这个字符数组的下标
即：动窗口本质上就是通过两个指针 (数组下标) 来进行维护
win_start标识滑动 窗口的起始下标win_end标识滑动窗口就的结尾下标
当发送端收到接收端返回的的应答报文(ACK)时，假设ACK为 N，窗口大小为M(接收端返回的 TCP 报文中的 16 位窗口大小)。此时 win_start 更新为 N，将 win_end 更新为 win_start + M（N+M）
- 当滑动窗口
为零时， win_start == win_end - 当滑动窗口
扩大时， win_start固定， win_end++ - 当滑动窗口
缩小时，win_end固定，让 win_start++
注意：由于ACK只会越来越大，所以滑动窗口只会向右移动，不会向左
6. 拥塞控制
6.1 使用拥堵控制解决网络拥堵
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;
6.2 慢启动阈值
像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. "慢启动" 只是指初始时慢, 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, 慢启动阈值会变成上一次发生网络拥塞时拥塞窗口的一半
(24/2=12), 同时拥塞窗口置回1;
🐾 为何这么设计？
指数增长（慢开始）：解决"冷启动"问题，一开始不知道网络带宽，快速试探乘法减小 ssthresh：将新的 ssthresh 设置为上一次发生网络拥堵时拥堵窗口的一半，也就是 24/2=12 （图中标注的"新的ssthresh值12"）；线性增长（拥塞避免）：防止过快把网络"撑爆"，给其他连接留空间；
🐾 理解：
-
少量丢包，触发
超时重传 -
大量丢包，触发
网络拥塞 -
当TCP通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升，即
指数增长 -
随着网络发⽣拥堵, 吞吐量会立刻下降，即
线性增长
拥塞控制归根结底是TCP协议想尽可能把数据传输给对方，但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案
7. 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；
🐾 为什么呢？
- 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,此时它的缓冲区又恢复到了1M;
- 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，网络吞吐量越大，传输效率就越高。我们的目标就是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;
8. 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.
bash
客户端A 服务端B
data1-------------------------------->接收并处理data1
收到服务端的应答ACK1 + data2<------------回应ACK1给客户端，并捎带上data2
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5. 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
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6. 粘包问题
6.1 什么是粘包问题？
粘包问题是指，在TCP网络传输中，发送方发送的几条独立数据，被接收方一次全收下了（粘在一起），导致无法区分数据边界。
举例：
- 你上网买了几种糕点，商家为了省个包装费，把几种糕点全装在一块了，几种糕点粘在了一起，你收到货后，分不清哪种糕点是哪种了。
6.2 站在TCP的角度看粘包问题
都知道TCP是面向字节流的，只认得字节，所以你发了多少个数据包，他都不认得，他只认得你发的数据包一共有多少个字节，他不知道数据包之间的边界是哪个
- 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.
- 站在传输层的⻆度, TCP是⼀个⼀个报⽂过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中.
- 站在应用层的⻆度, 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.
6.3 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);
6.4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⻆度, 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.
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7. 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
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8. 基于TCP应用层协议
| 协议 | 说明 |
|---|---|
HTTP |
超文本传输协议 |
HTTPS |
安全数据传输协议 |
SSH |
安全外壳协议 |
TELNET |
远程终端协议 |
FTP |
文件传输协议 |
SMTP |
电子邮件传输协议 |
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9. 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
10. 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;
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