TCP协议详解

前言

小到基于应用层做网络开发，大到生活中无处不在的网络。我们在享受这个便利的时候，没有人会关心它如此牢固的底层基石是如何搭建的。而这些基石中很重要的一环就是tcp协议。翻看一下“三次握手”和“四次挥手”，本以为这就是tcp了，其实不然。它仅仅解决了连接和关闭的问题，传输的问题才是tcp协议更重要，更难，更复杂的问题。回头看tcp协议的原理，会发现它为了承诺上层数据传输的“可靠”，不知要应对多少网络中复杂多变的情况。简单直白列举一下：

• 怎么保证数据都是可靠呢？---连接确认！关闭确认！收到数据确认！各种确认！！
• 因为网络或其他原因，对方收不到数据怎么办？--超时重试
• 网络情况千变万化，超时时间怎么确定？--根据RTT动态计算
• 反反复复，不厌其烦的重试，导致网络拥塞怎么办？---慢启动，拥塞避免，快速重传，快速恢复
• 发送速度和接收速度不匹配怎么办？--滑动窗口
• 滑动窗口滑的过程中，他一直告诉我处理不过来了，不让传数据了怎么办？--ZWP
• 滑动窗口滑的过程中，他处理得慢，就理所当然的每次让我发很少的数据，导致网络利用率很低怎么办？---Nagle

其中任何一个小环节，都凝聚了无数的算法，我们没有能力理解各个算法的实现，但是需要了解下tcp实现者的思路历程。

梳理完所有内容，大概可以知道：

tcp提供哪些机制保证了数据传输的可靠性？

tcp连接的“三次握手”和关闭的“四次挥手”流程是怎么样的？

tcp连接和关闭过程中，状态是如何变化的？

tcp头部有哪些字段，分别用来做什么的？

tcp的滑动窗口协议是什么？

超时重传的机制是什么？

如何避免传输拥塞？

一. 概述

1. tcp连接的特点

• 提供面向连接的，可靠的字节流服务
• 为上层应用层提供服务，不关心具体传输的内容是什么，也不知道是二进制流，还是ascii字符。

2. tcp的可靠性如何保证

• 分块传送：数据被分割成最合适的数据块（UDP的数据报长度不变）
• 等待确认：通过定时器等待接收端发送确认请求，收不到确认则重发
• 确认回复：收到确认后发送确认回复(不是立即发送，通常推迟几分之一秒)
• 数据校验：保持首部和数据的校验和，检测数据传输过程有无变化
• 乱序排序：接收端能重排序数据，以正确的顺序交给应用端
• 重复丢弃：接收端能丢弃重复的数据包
• 流量缓冲：两端有固定大小的缓冲区（滑动窗口），防止速度不匹配丢数据

3. tcp的首部格式

3.1 宏观位置

• 从应用层->传输层->网络层->链路层，每经过一次都会在报文中增加相应的首部。参考之前的文章http协议
• TCP数据被封装在IP数据报中

3.2 首部格式

• tcp首部数据通常包含20个字节（不包括任选字段）
• 第1-2两个字节：源端口号
• 第3-4两个字节：目的端口号 源端口号 ip首部中的源ip地址 目的端口号 ip首部中的目的ip地址，唯一的确定了一个tcp连接。对应编码级别的socket。
• 第5-8四个字节：32位序号。tcp提供全双工服务，两端都有各自的序号。编号：解决网络包乱序的问题 序号如何生成：不能是固定写死的，否则断网重连时序号重复使用会乱套。tcp基于时钟生成一个序号，每4微秒加一，到2^32-1时又从0开始
• 第9-12四个字节：32位确认序列号。上次成功收到数据字节序号加1，ack为1才有效。确认号：解决丢包的问题
• 第13位字节：首部长度。因为任选字段长度可变
• 后面6bite：保留
• 随后6bite：标识位。控制各种状态
• 第15-16两个字节：窗口大小。接收端期望接收的字节数。解决流量控制的问题
• 第17-18两个字节：校验和。由发送端计算和存储，由接收端校验。解决数据正确性问题
• 第19-20两个字节：紧急指针

3.3 标识位说明

• URG：为1时，表示紧急指针有效
• ACK：确认标识，连接建立成功后，总为1。为1时确认号有效
• PSH：接收方应尽快把这个报文交给应用层
• RST：复位标识，重建连接
• SYN：建立新连接时，该位为0
• FIN：关闭连接标识

3.4 tcp选项格式

• 每个选项开始是1字节kind字段，说明选项的类型
• kind为0和1的选项，只占一个字节
• 其他kind后有一字节len，表示该选项总长度（包括kind和len）
• kind为11，12，13表示tcp事务

3.5 MSS 最长报文大小

• 最常见的可选字段
• MSS只能出现在SYN时传过来（第一次握手和第二次握手时）
• 指明本端能接收的最大长度的报文段
• 建立连接时，双方都要发送MSS
• 如果不发送，默认为536字节

二. 连接的建立与释放

1. 连接建立的“三次握手”

1.1 三次握手流程

• 客户端发送SYN，表明要向服务器建立连接。同时带上序列号ISN
• 服务器返回ACK（序号为客户端序列号 1）作为确认。同时发送SYN作为应答（SYN的序列号为服务端唯一的序号）
• 客户端发送ACK确认收到回复（序列号为服务端序列号 1）

1.2 为什么是三次握手

• tcp连接是全双工的，数据在两个方向上能同时传递。
• 所以要确保双方，同时能发数据和收数据
• 第一次握手：证明了发送方能发数据
• 第二次握手：ack确保了接收方能收数据，syn确保了接收方能发数据
• 第三次握手：确保了发送方能收数据
• 实际上是四个维度的信息交换，不过中间两步合并为一次握手了。
• 四次握手浪费，两次握手不能保证“双方同时具备收发功能”

2. 连接关闭的“四次挥手”

2.1 为什么是四次挥手

• 因为tcp连接是全双工的，数据在两个方向上能同时传递。
• 同时tcp支持半关闭（发送一方结束发送还能接收数据的功能）。
• 因此每个方向都要单独关闭，且收到关系通知需要发送确认回复

2.2 为什么要支持半关闭

• 客户端需要通知服务端，它的数据已经传输完毕
• 同时仍要接收来自服务端的数据
• 使用半关闭的单连接效率要比使用两个tcp连接更好

2.3 四次握手流程

• 主动关闭的一方发送FIN，表示要单方面关闭数据的传输
• 服务端收到FIN后，发送一个ACK作为确认（序列号为收到的序列号 1）
• 等服务器数据传输完毕，也发送一个FIN标识，表示关闭这个方向的数据传输
• 客户端回复ACK以确认回复

3. 连接和关闭对应的状态

3.1 状态说明

• 服务端等待客户端连接时，处于Listen监听状态
• 客户端主动打开请求，发送SYN时处于SYN_SENT发送状态
• 客户端收到syn和ack，并回复ack时，处与Established状态等待发送报文
• 服务端收到ack确认后，也处于Established状态等待发送报文
• 客户端发送fin后，处于fin_wait_1状态
• 服务端收到fin并发送ack时，处于close_wait状态
• 客户端收到ack确认后，处于fin_wait_2状态
• 服务端发送fin后，处于last_ack状态
• 客户端收到fin后发送ack，处于time_wait状态
• 服务端收到ack后，处于closed状态

3.2 time_wait状态

• 也称为2MSL等待状态，MSL=Maximum Segment LifetIme，报文段最大生存时间，根据不同的tcp实现自行设定。常用值为30s，1min，2min。linux一般为30s。
• 主动关闭的一方发送最后一个ack所处的状态
• 这个状态必须维持2MSL等待时间

3.2.1 为什么需要这么做？

• 设想一个场景，最后这个ack丢失了，接收方没有收到
• 这时候接收方会重新发送fin给发送方
• 这个等待时间就是为了防止这种情况发生，让发送方重新发送ack
• 总结：预留足够的时间给接收端收ack。同时保证，这个连接不会和后续的连接乱套（有些路由器会缓存数据包）

3.2.2 这么做的后果？

• 在这2MSL等待时间内，该连接（socket，ip port）将不能被使用
• 很多时候linux上报too many open files，说端口不够用了，就需要检查一些代码里面是不是创建大量的socket连接，而这些socket连接并不是关闭后就立马释放的
• 客户端连接服务器的时候，一般不指定客户端的端口。因为客户端关闭然后立马启动，按照理论来说是会提示端口被占用。同样的道理，主动关闭服务器，2MSL时间内立马启动是会报端口被占用的错误
• 多并发的短连接情况下，会出现大量的Time_wait状态。这两个参数可以解决问题，但是它违背了tcp协议，是有风险的。参数为：tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle
• 如果是服务端开发，可设置keep-alive，让客户端主动关闭连接解决这个问题

4. 复位报文段

一个报文段从源地址发往目的地址，只要出现错误，都会发出复位的报文段，首部字段的RST是用于“复位”的。这些错误包括以下情况

• 端口没有在监听
• 异常中止：通过发送RST而不是fin来中止连接

5. 同时打开

• 两个应用程序同时执行主动打开，称为“同时打开“
• 这种情况极少发生
• 两端同时发送SYN，同时进入SYN_SENT状态
• 打开一条连接而不是两条
• 要进行四次报文交换过程，“四次握手”

6. 同时关闭

• 双方同时执行主动关闭
• 进行四次报文交换
• 状态和正常关闭不一样

7. 服务器对于并发请求的处理

• 正等待连接的一端有一个固定长度的队列（长度叫做“积压值”，大多数情况长度为5）
• 该队列中的连接为：已经完成了三次握手，但还没有被应用层接收（应用层需要等待最后一个ack收到后才知道这个连接）
• 应用层接收请求的连接，将从该队列中移除
• 当新的请求到来时，先判断队列情况来决定是否接收这个连接
• 积压值的含义：tcp监听的端点已经被tcp接收，但是等待应用层接收的最大值。与系统允许的最大连接数，服务器接收的最大并发数无关

三. 数据的传输

1. tcp传输的数据分类

• 成块数据传输：量大，报文段常常满
• 交互数据传输：量小，报文段为微小分组，大量微小分组，在广域网传输会增加拥堵的出现
• tcp处理的数据包括两类，有不同的特点，需要不同的传输技术

2. 交互数据的传输技术

2.1 经受时延的确认

• 概念：tcp收到数据时，并不立马发送ack确认，而是稍后发送
• 目的：将ack与需要沿该方向发送的数据一起发送，以减少开销
• 特点：接收方不必确认每一个收到的分组，ACk是累计的，它表示接收方已经正确收到了一直到确认序号-1的所有字节
• 延时时间：绝大多数为200ms。不能超过500ms

2.2 Nagle算法

• 解决什么问题：微小分组导致在广域网出现的拥堵问题
• 核心：减少了通过广域网传输的小分组数目
• 原理：要求一个tcp连接上最多只能有一个未被确认的未完成的分组，该分组的确认到达之前，不能发送其他分组。tcp收集这些分组，确认到来之前以一个分组的形式发出去
• 优点：自适应。确认到达的快，数据发送越快。确认慢，发送更少的组。
• 使用注意：局域网很少使用该算法。且有些特殊场景需要禁用该算法

3. 成块数据的传输

• 主要使用滑动窗口协议

四. 滑动窗口协议

1. 概述

• 解决了什么问题：发送方和接收方速率不匹配时，保证可靠传输和包乱序的问题
• 机制：接收方根据目前缓冲区大小，通知发送方目前能接收的最大值。发送方根据接收方的处理能力来发送数据。通过这种协调机制，防止接收端处理不过来。
• 窗口大小：接收方发给发送端的这个值称为窗口大小

2. tcp缓冲区的数据结构

• 接收端：
  • LastByteRead: 缓冲区读取到的位置
  • NextByteExpected：收到的连续包的最后一个位置
  • LastByteRcvd：收到的包的最后一个位置
  • 中间空白区：数据没有到达
• 发送端：
  • LastByteAcked: 被接收端ack的位置，表示成功发送确认
  • LastByteSent：发出去了，还没有收到成功确认的Ack
  • LastByteWritten：上层应用正在写的地方

3. 滑动窗口示意图

3.1 初始时示意图

• 黑框表示滑动窗口
• #1表示收到ack确认的数据
• #2表示还没收到ack的数据
• #3表示在窗口中还没有发出的（接收方还有空间）
• #4窗口以外的数据（接收方没空间）

3.2 滑动过程示意图

• 收到36的ack，并发出46-51的字节

4. 拥塞窗口

• 解决什么问题：发送方发送速度过快，导致中转路由器拥堵的问题
• 机制：发送方增加一个拥塞窗口（cwnd），每次受到ack，窗口值加1。发送时，取拥塞窗口和接收方发来的窗口大小取最小值发送
• 起到发送方流量控制的作用

5. 滑动窗口会引发的问题

5.1 零窗口

• 如何发生： 接收端处理速度慢，发送端发送速度快。窗口大小慢慢被调为0
• 如何解决：ZWP技术。发送zwp包给接收方，让接收方ack他的窗口大小。

5.2 糊涂窗口综合征

• 如何发生：接收方太忙，取不完数据，导致发送方越来越小。最后只让发送方传几字节的数据。
• 缺点：数据比tcp和ip头小太多，网络利用率太低。
• 如何解决：避免对小的窗口大小做响应。
  • 发送端：前面说到的Nagle算法。
  • 接收端：窗口大小小于某个值，直接ack（0），阻止发送数据。窗口变大后再发。

五. 超时与重传

1. 概述

• tcp提供可靠的运输层，使用的方法是确认机制。
• 但是数据和确认都有可能丢失
• tcp通过在发送时设置定时器解决这种问题
• 定时器时间到了还没收到确认，就重传该数据

2. tcp管理的定时器类型

• 重传定时器：等待收到确认
• 坚持定时器：使窗口大小信息保持不断流动
• 保活定时器：检测空闲连接崩溃或重启
• 2MSL定时器：检测time_wait状态

3. 超时重传机制

3.1 背景

• 接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包
• 比如发送1,2,3,4,5共五份数据，接收端收到1,2，于是回ack3，然后收到4（还没收到3），此时tcp不会跳过3直接确认4，否则发送端以为3也收到了。这时你能想到的方法是什么呢？tcp又是怎么处理的呢？

3.1 被动等待的超时重传策略

• 直观的方法是：接收方不做任何处理，等待发送方超时，然后重传。
  • 缺点：发送端不知道该重发3，还是重发3,4,5
• 如果发送方如果只发送3：节省宽度，但是慢
• 如果发送方如果发送3,4,5：快，但是浪费宽带
• 总之，都在被动等待超时，超时可能很长。所以tcp不采用此方法

3.2 主动的快速重传机制

3.2.1 概述

• 名称为：Fast Retransmit
• 不以实际驱动，而以数据驱动重传

3.2.2 实现原理

• 如果包没有送达，就一直ack最后那个可能被丢的包
• 发送方连续收到3相同的ack，就重传。不用等待超时

• 图中发生1,2,3,4,5数据
• 数据1到达，发生ack2
• 数据2因为某些原因没有送到
• 后续收到3的时候，接收端并不是ack4，也不是等待。而是主动ack2
• 收到4,5同理，一直主动ack2
• 客户端收到三次ack2，就重传2
• 2收到后，结合之前收到的3,4,5，直接ack6

3.2.3 快速重传的利弊

• 解决了被动等待timeout的问题
• 无法解决重传之前的一个，还是所有的问题。
• 上面的例子中是重传2，还是重传2,3,4,5。因为并不清楚ack2是谁传回来的

3.3 SACK方法

3.3.1 概述

• 为了解决快速重传的缺点，一种更好的SACK重传策略被提出
• 基于快速重传，同时在tcp头里加了一个SACK的东西
• 解决了什么问题：客户端应该发送哪些超时包的问题

3.3.2 实现原理

• SACK记录一个数值范围，表示哪些数据收到了
• linux2.4后默认打开该功能，之前版本需要配置tcp-sack参数
• SACK只是一种辅助的方式，发送方不能完全依赖SACK。主要还是依赖ACK和timout

3.3.3 Duplicate SACK(D-SACK)

• 使用SACK标识的范围，还可以知道告知发送方，有哪些数据被重复接收了
• 可以让发送方知道：是发出去的包丢了，还是回来的ack包丢了

4. 超时时间的确定

4.1 背景

• 路由器和网络流量均会变化
• 所以超时时间肯定不能设置为一个固定值
• 超时长：重发慢，效率低，性能差
• 超时短：并没有丢就重发，导致网络拥塞，导致更多超时和更多重发
• tcp会追踪这些变化，并相应的动态改变超时时间（RTO）

4.2 如何动态改变

• 每次重传的时间间隔为上次的一倍，直到最大间隔为64s，称为“指数退避”
• 首次重传到最后放弃重传的时间间隔一般为9min
• 依赖以往的往返时间计算（RTT）动态的计算

4.3 往返时间（RTT）的计算方法

• 并不是简单的ack时间和发送时间的差值。因为有重传，网络阻塞等各种变化的因素。
• 而是通过采样多次数值，然后做估算
• tcp使用的方法有：
  • 被平滑的RTT估计器
  • 被平滑的均值偏差估计器

4.4. 重传时间的具体计算

• 计算往返时间（RTT），保存测量结果
• 通过测量结果维护一个被平滑的RTT估计器和被平滑的均值偏差估计器
• 根据这两个估计器计算下一次重传时间

5. 超时重传引发的问题-拥塞

5.1 为什么重传会引发拥塞

• 当网络延迟突然增加时，tcp会重传数据
• 但是过多的重传会导致网络负担加重，从而导致更大的延时和丢包，进入恶性循环
• 也就是tcp的拥塞问题

5.2 解决拥塞-拥塞控制的算法

• 慢启动：降低分组进入网络的传输速率
• 拥塞避免：处理丢失分组的算法
• 快速重传
• 快速恢复

六. 其他定时器

1. 坚持定时器

1.1 坚持定时器存在的意义

• 当窗口大小为0时，接收方会发送一个没有数据，只有窗口大小的ack
• 但是，如果这个ack丢失了会出现什么问题？双方可能因为等待而中止连接
• 坚持定时器周期性的向接收方查询窗口是否被增大。这些发出的报文段称为窗口探查

1.2 坚持定时器启动时机

• 发送方被通告接收方窗口大小为0时

1.3 与超时重传的相同和不同

• 相同：同样的重传时间间隔
• 不同：窗口探查从不放弃发送，直到窗口被打开或者进程被关闭。而超时重传到一定时间就放弃发送

2. 保活定时器

2.1 保活定时器存在的意义

• 当tcp上没有数据传输时，服务器如何检测到客户端是否还存活

参考

• 《tcp/ip详解 卷1：协议》
• coolshell.cn/articles/11…
• coolshell.cn/articles/11…