【计算机网络】传输层协议TCP

一、重新理解封装和解包

在网络协议栈中（数据链路层、网络层、传输层），操作系统可能会收到很多报文，有的报文还没有处理，可能还没到传输层，在网络层或者链路层。操作系统要对这些报文进行管理，先描述，再组织。

定义描述报头属性的结构体对象，里面的指针指向内存空间的区域代表报头和数据存储的位置。封装：指向报头的指针往前移动；解包：指向报头的指针往后移动。所以封装和解包本质是指针在内存空间的移动。

二、TCP协议段格式

TCP 全称为 “传输控制协议(Transmission Control Protocol”)，下面是TCP 协议段格式

报头和有效载荷如何分离？
提取固定的20字节长度和首部长度，4位首部长度是60（【0，15】，基本单位是4字节），报头是20。如果首部长度就是20，报头读完就是数据；如果首部长度大于20，减去20，再把多出来的读取出来，剩下的就是数据正文。

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

三、确认应答(ACK)机制

TCP如何保证可靠性？

客户端给服务端发送数据，服务端应答；服务端发送给客户端，客户端应答。如果一方没有收到应答，说明可能这个过程中有丢包，否则既能发送数据收到应答，又能接收数据应答另一方，就能保证传输过程的可靠性。发送数据和发送应答，一般是双方的操作系统自动完成的。

客户端可以给服务端发送多次数据，服务端多次应答回去

有一个问题：如何确定发送和应答是对应的？序号和确认序号。根据序号，进行tcp的按序到达；确认序号是收到序号的+1，就能保证发送和应答是对应的关系。

注意：发送的数据是有带报头的

为什么要有序号和确认序号两个，一个序号不能解决问题？

因为在传输的过程中，有可能发送的消息既是数据又是应答，这种情况叫捎带应答。如果只有一个序号，就很难确定哪个是数据哪个是应答，因此才要有序号和确认序号共同解决。

序号的意义：按序到达，应答和确认对应
确认序号&&序号：向对方发送信号的同时，也在作应答

为什么tcp报头要有标志位？
在数据传输的时候有建立连接的报文、正常通信的报文、断开连接的报文，总之就是通信过程中会收到各种各样的报文，而TCP报文是需要类型的，所以要区分报文的类型，标志位存在的意义就是区分不同的TCP报文类型。

初步认识三次握手，四次挥手：

三次握手：

客户端发起连接，标志位SYN置为1，服务端调用监听方法listen，收到信息，也发起连接并确认应答，标志位ACK也置为1，然后客户端向服务端发送应答（可能有数据），服务端接收。

注意：每次发送都是一个完整的报头

四次挥手：

客户端取消连接，标志位FIN置为1，服务端接收，发送应答。同样，服务端也要取消连接，客户端接收，发送应答。

如果只是应答，就是ACK；如果是稍等应答，即发送应答的同时又发送数据，那么就是ACK+数据。

四、超时重传机制

如果客户端发送数据，客户端没有收到服务端的应答，有两种可能：一是丢包了，服务端没有收到数据；二是服务端收到了数据，但是还没有收到应答。在收到应答前，客户端是需要等的，等也是有时间范围，如果超过了一个时间段还没收到应答，就判定超时了，需要重传，这个过程也叫超时重传。

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，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

五、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。

三次握手中，connect是发起连接的，accept是接收数据，并返回新的文件描述符，不参与三次握手。三次握手不能百分之百建立连接，而是经历了三次握手，让客户端和服务端认为已经建立好了连接。

因为最后客户端发送应答，服务端不一定能够接收。为什么？怎么知道服务端可能没有接收？因为在前面两次的握手中，客户端发送信息，建立连接，服务端应答，客户端收到服务端的应答，才确定之前发送的信息服务端是收到。而最后一次是单向的，服务端没有应答，所以客户端发送的过程中有存在丢包的可能。既然存在这个风险，那如何解决？其实不用担心，因为建立成功概率比较高，一般前两次连接好了，最后一次大概率也是成功的。

假设最后一次的ACK不成功，即客户端发送ACK后服务端没有收到，但是客户端会认为服务端收到了（其实没有），那么客户端自己就确定已经建立好连接了，而服务端还没有建立好连接。服务端会进行等待，然后超时重传。但是客户端可能很着急，直接就给服务端发送数据了，可是服务端连接还没建立好，怎么办？告知客户端要重置，通过RST标志位，把它置为1，连接重置就是重新进行三次握手。总结：RST是用来处理建立连接出现异常的问题。

为什么建立连接是三次握手？

• 需要保证通信是健康的。让客户端和服务端双方，都会有确定的一次收发，确认全双工
• 确保双方操作系统是健康且愿意通信的

为什么要进行四次挥手？
理由同三次握手，因为它们的原理类似。这里要说明的是发送数据的情况。

客户端close取消连接时，不会发送用户数据了，服务端会应答；然后服务端也close，客户端应答。有一个问题，不是说客户端不能发数据了吗？为什么还能发送ACK（哪方close了，就不能发送数据）？因为ACK发送的只是报头，不包含数据，用来确实应答的。

既然客户端close后不能发送数据了，服务端应答，如果服务端没有很着急close，那么在服务端Close之前这段时间，服务端可以向客户端发送数据。发送完数据，服务端再close，然后客户端应答。又有一个问题了，客户端都已经取消连接，就算收到数据怎么交给上层呢？解决方法：shutdown系统调用

如果服务端应答与close是比较靠近发生的，那么可以既发生ACK又发送FIN，这叫捎带应答。也可以看作是三次挥手。

六、理解TIME_WAIT状态和CLOSE_WAIT状态

客户端断开连接，服务端应答，但是服务端还没close，此时服务端处于CLOSE_WAIT状态。客户端断开连接之后，在它确定成功于服务端断开连接之前，处于TIME_WAIT状态。

如果服务器有大量的CLOSE_WAIT状态时，大概率是因为服务器写的有bug，主要是没有close。

TIME_WAIT 状态引起的 bind 失败，因为一方主动断开连接，而另一方没有应答或者也断开连接，就会产生大量的TIME_WAIT状态，解决方法：setsockopt

七、流量控制

发送端给接收端发送数据，接收端处理数据的速度是有限的，如果发送端发的太快，接收端的接收缓冲区来不及处理，就会造成丢包；如果发的太慢，导致发送的效率低。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

八、滑动窗口

主机A给主机B发送数据，可以一条一条发，但是发送效率低

可以多条发送，提高了效率

发送多条消息，暂时不需要应答，可以直接发送数据，在主机A一个“窗口大小”中，所谓窗口大小的窗口，就是滑动窗口。滑动窗口指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值；滑动窗口的大小是对方缓冲区中剩余空间的大小（注意：对方缓冲区的剩余空间大小是会变化的）

滑动窗口在发送缓冲区中如下图，分为3个部分（其实是4个）

滑动窗口支持超时重传。对发送的报文，并且没有收到应答的报文进行保存，方便我们进行重传。保存在哪？滑动窗口。

滑动窗口只能向右移动，可以变大变小，可以为0；发送端收到ACK报文，应答报头中的窗口大小，表明对方的接受能力，这时候要变更滑动窗口。

有三个问题：最左侧丢包、中间报文丢失、最右侧丢包

最左侧丢包：

接受端发送确认应答，是数据的确认序号，确认序号的意义：确认序号之前的报文全部都收到了。如果确认应答是2001，说明1到1000和1001到2000都收到；如果2001到5000中有一段没收到，比如2001到3000，那么确认序号还是2001发送给发送端，此时滑动窗口是不能右移的。

如果有三次重复的确认应答，那么发送端就会进行重发，这叫做快重传。假如中间还有其他的数据段丢包了怎么办？没有关系，因为发送的过程的连续的，快重传补好了1001到2000，后面的也会开始补。

有了快重传为什么还有超时重传？快重传的效率会高些，但是不能保证所有的数据都能发送成功，而超时重传可以对快重传进行补漏，相当于兜底。

中间报文丢失、最右侧丢包最终都会转换为最左侧丢包。 以中间丢包为例，滑动窗口右移，然后原来的中间丢包，变成了最左侧丢包。最右侧丢包也是如此。

数据包已经抵达，ACK被丢了怎么办？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。

前面学的流量控制中，让发送端调节发送的速度，如何调节：具体的细节就是滑动窗口。

九、拥塞控制

虽然TCP有滑动窗口，能够高效可靠的发送大量数据，但是如果在刚开始的阶段就发送大量数据，可能会引发网络拥塞。

一旦判定为网络拥塞，是不能立即重传的。解决方法：拥塞控制。

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。

拥塞窗口：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（滑动窗口=min(拥塞窗口，接收方窗口-接受能力)）

拥塞窗口增长速度是指数级别的：

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

十、延迟应答

发送端发生一段报文，接收端可以先不用那么着急就应答，可以等一会，再应答，这叫做延迟应答。

为什么？在等待的过程中，接收端的接收缓冲区里面的数据更多交给上层处理，即接收缓冲区空间更大了，这时再应答既可以确认前面的收到的信息，又能通知发送端可以发送更大的信息，提高了发送效率。

窗口越大, 网络吞吐量就越大, 传输效率就越高。在保证网络
不拥塞的情况下尽量提高传输效率

所有的包都可以延迟应答吗？不能。

• 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。

十一、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

由于缓冲区的存在, TCP 程序的读和写不需要一一匹配
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

十二、粘包问题

什么是粘包？

• 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
• 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

如何解决粘包问题？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
• 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；还可以在包和包之间使用明确的分隔符

对于 UDP 协议来说，是否也存在 “粘包问题” 呢？

• UDP如果还没有上层交付数据，它的的报文长度仍然在，同时，UDP 是一个一个把数据交付给应用层，所以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

原文地址：https://blog.csdn.net/2301_77459845/article/details/142410557

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