简介(了解)

• 传输控制协议（TCP，Transmission Control Protocol）是为了在不可靠的互联网络上提供可靠的端到端字节流而专门设计的一个传输协议。
• 互联网络与单个网络有很大的不同，因为互联网络的不同部分可能有截然不同的拓扑结构、带宽、延迟、数据包大小和其他参数。TCP的设计目标是能够动态地适应互联网络的这些特性，而且具备面对各种故障时的健壮性。

主要功能(了解)

• 当应用层向TCP层发送用于网间传输的、用8位字节表示的数据流，TCP则把数据流分割成适当长度的报文段，最大传输段大小（MSS）通常受该计算机连接的网络的数据链路层的最大传送单元（MTU）限制。之后TCP把数据包传给IP层，由它来通过网络将包传送给接收端实体的TCP层。
• TCP为了保证报文传输的可靠，就给每个包一个序号，同时序号也保证了传送到接收端实体的包的按序接收。然后接收端实体对已成功收到的字节发回一个相应的确认（ACK）；如果发送端实体在合理的往返时延（RTT）内未收到确认，那么对应的数据（假设丢失了）将会被重传。

TCP协议段格式

• 源/目的端口号: 表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去
• 32位序号/32位确认号
• 4位TCP报头长度: 表示该TCP头部有多少个32位bit(有多少个4字节); 所以TCP头部最大长度是15 * 4 = 60
• 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

• 16位窗口大小
• 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

选项中的内容不确定 因此就必须用首部长度来区分选项的具体长度
TCP的报文是边长的共4bit 表示数子0~15 真实的报头要在4位基础上 * 系数4
比如首部长度为 111 报头的实际长度就是60

确认应答(ACK)机制

• 这是可靠传输的最核心机制
• 本质来说就是你发的每一个请求 对方都会给你一个应答 (ACK)
• 在TCP中就如同下图
  
• 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(应答)
• 而且此时给请求和应答都对应带上编号 既能保证数据传输没有歧义 也不会浪费太多的空间和宽带

超时重传机制

• 确认应答虽说比较理想 但是数据在市局传输过程中 比较是网络传输 会有丢包的可能性

丢包有俩种可能性

1. 客户端发的请求丢了
2. 服务器回复的应答丢了

• 所以无论是哪方丢了 都会触发重新传输报文
• 也就是说当发送了一条数据之后 TCP内部会自动启动一个定时器 达到一定时间还没有收到ACK(应答) 定时器就会触发重传消息的动作
• 但是俩种丢包的方式实际上还有差距

如果是请求丢了 那对双方没什么影响 重发就行
但是如果是应答(ACK)丢了 那么服务器就会遇到收到很多重复数据的情况 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(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 2500ms 后再进行重传.
如果仍然得不到应答, 等待 4500ms 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(三次握手)

• 在正常情况下, TCP要经过三次握手建立连接
  

• 举个打电话的简单列子
  

• TCP中的真实连接过程
  

• 建立连接的过程 相当于通信双方各自给对方发送SYN 再各自给对方发送ACK应答 只不过中间的ACK和SYN合二为一了 于是就形成了三次握手

如果只有俩次握手可以吗?

• 答案是不可以
• 就那我刚刚举的那个打电话的例子 你说该取消那一次"握手" 如果必须要让双方都知道彼此正常的话 至少三次握手

如果是四次握手可以吗?

• 可以 但是完全没必要
• 如果是将中间第二步的SYN和ACK拆开 是可以的 但是这样做效率比较低 传输一个包的效率肯定比传输俩个包的效率高
• 如果是比如刚刚那个打电话的例子 你打电话反复问听的到吗? 这既复杂又没有意义呀 是吧嘿嘿

连接中的重要状态

• CLOSED
  处于关闭状态
• LISTEN
  服务器准备就绪 随时可以有客户端来建立连接
• STN_SENT / STN_RCVD
  建立连接的中间过程 如果连接正常 这俩个状态都是一瞬间消失的
• ESTABLISHED
  连接建立完毕

断连接管理机制(四次挥手)

• 其实四次挥手断开连接本质也是双方发起断开连接请求 再各自给对方回应 只不过中间的FIN和ACK是不能合并在一起的
• 为什么不能合并在一起呢? (这也是一个常见问题 断开连接可以是三次吗?)

因为发送的时机不一样 服务器发送ACK后 服务器在这俩个之间应用程序需要处理积压的数据 就是虽然客户端要断开连接 但是服务器仍然可能会有一些待处理的数据 此时需要服务器把积压的数据处理完了之后 才会发送FIN 调用socket的close方法的时候 发挥发送FIN
当然建立连接的时候 ACK和SYN多事内核决定的 时间上是同一时间发送的 所以就可以合并在一起

断开连接的重要状态

• FIN_WAIT1 / FIN_WAIIT2
  实现TCP连接和断开都需要一定的流程 为了方便记录不同的流程所以就引进来很多不同的状态 而这俩个就是为了记录状态(根据状态识别现在到哪个步骤了)
  其实FIN_WAIT1的存在是很短暂的 当客户端发送FIN进入该状态 一旦收到ACK就会进入FIN_WAIT2的状态 如果服务器一直不发送FIN 那么客户端就会一直处于FIN_WAIT2的状态 而服务器就会处于CLOSE_WAIT状态
• CLOSE_WAIT
  此时4次挥手挥了一半 (当然有可能挥了一半剩下的一般就不挥了 也就是服务器没有调用close方法 从而导致没有正确的关闭连接 ) (比如服务器代码中出现一些异常 导致没有执行close方法)
  如果服务器上出现大量的CLOES_WAIT状态 说明服务器代码中有BUG 这就是文件资源泄漏问题
• LAST_ACK
  只要服务器接收到了FIN发送了ACK 然后又成功执行了close方法向客户端发送了FIN就会进入LAST_ACK状态
• TIME_WAIT
  这个算是较为重要的一个状态
  谁先主动断开连接 谁就会进入TIME_WAIT状态 其实此时对于主动断开一方已经完成了4次挥手 但是他任然不能立即释放连接 而且要以这个状态保持一段时间 再彻底释放连接
  那么等待时间为什么是2MSL呢?
  就要了解为什么TIME_WAIT要等待一段时间 其实就是为了确保双方都真正的进入CLOSED状态
  如一旦最后一个ACK丢失 服务器无法区分是自己FIN丢失了还是对方ACK丢失了 所以服务器都会重新传输FIN数据包 如果客户端不保持一段时间 服务器重传的FIN就无法有应答ACK了
  所以一旦存在大量的TIME_WAIT状态的 这种情况不是BUG 过段时间就好了
  所以服务器需要重传FIN的话 就会有俩部分 一是发送FIN的时间 二是A接收CK的时间 所以需要2MSL的时间

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
• 滑动窗口的本质就是批量传输数据
  总的传输时间: N份数据传输的时间叠加成了一份的时间 N份的应答时间 叠加成了!份的时间
  
• 体会窗口

就是不等待ACK的情况下 批量发送的最大数据就叫"窗口的大小" 比如上面窗口大小就是4000
发送前四个段的时候, 不需要等待任何ACK, 直接发送

• 体会滑动

1. 一个很形象的比喻 就是窗口的范围就表示当前哪些数据在等待ACK 随着ACK的到达 就立刻发送下一个范围内的数据包 就这样在一个一个的滑动
2. 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;
3. 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;
4. 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

1. 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; 比如上图的主机A,没有收到ACK1001 但是收到了ACK2001 此时主机A就可以判断出是1001的ACK丢失了 无所谓 数据已经传过去了 (因为如果数据没有传过去的话 返回的ACK始终会是1001 不会出现2001这个ACK)
2. 数据包就直接丢了.
   
   如上图所示

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”)
而且大部分触发重传的时候 窗口已经是满的了 所以需要等待ACK到了之后才可以继续往后滑动

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

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

由上图更能体现窗口的大小是动态变换的~~

• 好好体会上图可以发现 流量控制的本质上就是 接收方通过TCP报头中的窗口大小 将自己的处理能力和缓冲区剩余空间大小发送给对方 来制约发送方发送数据的速率

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 最终发送的实际窗口大小 = min(拥塞窗口, 流量控制的窗口)
由上图可知 最开的的时候慢开始 所以定义拥塞窗口为1 前去探探路
如果正常接收到ACK后 就为了能够在短时间内快速接近拥堵情况 就让其指数规律快速增长
但是后序又得考虑流量控制 所以不能增长的太快 就需要引入一个叫做慢启动的阈值
当拥塞窗口的值超过这个阈值的时候 就不再按指数增长 开始线性增长
一旦出现拥堵(丢包) 拥塞窗口就会一下子回到最初值 重复刚才的指数 + 线性增长 但是要注意此时指数增长的阈值 要比之前小了 (阈值一般就是拥堵情况的窗口大小 / 2)
总而言之 因为网络的拥堵情况是瞬息万变的 所以窗口的实际大小是动态变化的

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 比如我们举个简单的例子 有人前一天晚上问你 你明天中午能吃几块的麻辣烫 因为你现在不饿 你就说了个就几块吧 但是呢 等到明天中午的时候 你就饿了 所以你会吃几十块的 所以如果你第二天早上回答的话 会更准确一点 这就是一个延迟应答
• 在TCP中也会有延时应答

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

• 所以延迟应答的目的就是为了提高效率 在流量控制的基础上 尽量返回一个合理的而且是又比较大的窗口
• 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
这个时间200ms也很有说法 不能影响可靠性的前提下 而且这个是必须小于超时重发的时间的

捎带应答

• 这个是在延时应答的基础上 为了进一步提高程序的运行效率而引入的机制 如下图
  
• 我们一开始将内核收到数据会立刻返回ACK 但是现在我们引入了 延迟应答后 我们返回ACK的时间就会往后拖大约200ms 此时这个时间足够让应用程序完成响应的计算 所以后序程序在返回RESP的时候就会发现刚才要返回的ACK还没有发呢 就会在这个RESP数据报的基础上 顺便带上一个ACK的信息
• 也就是说捎带应答就是因为有延时应答的机制存在 将连续发送俩个包的时间在延时的时间范围内的话就会合并成一个包发送 去节省快带 提高效率
• 所以说在断开连接的时候有可能合并成三次也正是应为延迟应答和捎带应答
• 但是注意在连接过程中中间SYN和ACK的合并不是因为这个 那是因为接受SYN和发送ACK都是在内核中实现 没有涉及到不同的发送时机

面向字节流的粘包问题

• 此处注意我的标题是面向字节流的粘包问题 所以这个问题不是针对TCP 而是只要涉及到字节流都会有可能发生这个问题

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

• 所以粘包 站的是应用层的数据报 就是导致处理数据的时候 容易读取半个应用层数据报的情况
• 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;
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?

UDP协议是没这个问题的
因为站在应用层的角度, 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

保活机制

• 在一些异常情况下 TCP对于连接会有特殊的处理

进程奔溃

• 这种情况下 TCP连接会正常进行四次挥手端来连接(主要是进程退出 都会自动关闭相关的文件)

主机关机(按流程)

• 这个按流程就是用户一步一步合理关机
• 在关机的时候会强制杀死进程 杀进程的时候会进行四次挥手断开连接

主机断电/断网

1. 接收方断电
   当接收方断电 发送方发送消息的时候就会出现没有ACK的情况 =>超时重传 => 重传一定的次数 => 重置连接 => 放弃对方然后断开连接
2. 发送方断电
   此时对于接收方来说本类也不知道你啥时候发送消息 那接收方会一直等下去吗?
   肯定不会 其实在TCP中 互相会时不时给对方发送 心跳包(一个毫无意义的数据报 只是证明对方还在线 还活着) 所以一旦一段时间都没有收到对方的心跳包 就可以认为对方已经挂了 就会断开连接

TCP小结

TCP与 UDP的对比

1. TCP适用于处理要求可靠性强的地方 效率自然不是很好
2. UDP适用于处理可靠性要求没那么高 但是要求效率高的地方
3. UDP 能实现广播 TCP只能一对一传输 (如果TCP想实现广播就需要应用层配合 而且延迟较高)
4. 什么场景UDP和TCP都不能胜任?
   游戏方面 不仅要求可靠 而且要求效率极高(就好比我打游戏 延迟100ms就很难受了)
   这里就需要引进一些其他基于TCP改进的传输层协议 比如 quic enet kcp udt
   其实这些协议都是在想办法扩大窗户口 减少ACK的应答时间 缩短超时重传的时间 提高拥塞控制的慢启动 等等

如何基于UDP实现可靠传输

UDP本身是改变不了的(因为是内核实现的) 也就是说只能在应用层实现UDP的可靠性
主要俩点 一是确认应答 而是超时重传 (设置序列号和确认序号 设定接收缓冲区和发送缓冲区) 连接管理不是必须要
但是加上这俩个必然会降低效率 那么久需要引进滑动窗口 万一滑动太快就需要流量控制和拥塞控制 如果进一步提高效率的话 就需要延迟应答和捎带应答
其实本质就是在应用层实现一些TCP的特点