TCP

内容来自 小林 coding

TCP 基本认识

TCP 是面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议

TCP 四元组：源地址、源端口、目的地址、目的端口

控制位：

• ACK：该位为 1 时，「确认应答」的字段变为有效，TCP 规定除了最初建立连接时的 SYN 包之外该位必须设置为 1 。
• RST：该位为 1 时，表示 TCP 连接中出现异常必须强制断开连接。
• SYN：该位为 1 时，表示希望建立连接，并在其「序列号」的字段进行序列号初始值的设定。
• FIN：该位为 1 时，表示今后不会再有数据发送，希望断开连接。当通信结束希望断开连接时，通信双方的主机之间就可以相互交换 FIN 位为 1 的 TCP 段。

三次握手

第三次握手是可以携带数据的，前两次握手是不可以携带数据的

为什么是三次握手？

常见回答：因为三次握手才能保证双方具有接收和发送的能力

1. 三次握手才可以阻止重复历史连接的初始化（主要原因）

在两次握手的情况下，服务端没有中间状态给客户端来阻止历史连接，导致服务端可能建立一个历史连接，造成资源浪费。

2. 三次握手才可以同步双方的初始序列号

序列号的作用：

• 接收方可以去除重复的数据；
• 接收方可以根据数据包的序列号按序接收；
• 可以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的（通过 ACK 报文中的序列号知道）

3. 三次握手才可以避免资源浪费

为什么每次建立 TCP 连接时，初始化的序列号都要求不一样呢？

为了防止历史报文被下一个相同四元组的连接接收（主要方面）；

握手丢失会发生什么

• 第一次握手：客户端会触发超时重传，重传 SYN 报文，而且重传的 SYN 报文的序列号都是一样的。每次超时的时间是上一次的 2 倍
• 第二次握手：客户端和服务端都会重传
• 第三次握手：服务端重传 SYN-ACK 报文。ACK 报文是不会有重传的，当 ACK 丢失了，就由对方重传对应的报文

四次挥手

每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手。

主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态。

为什么挥手需要四次？

• 关闭连接时，客户端向服务端发送 FIN 时，仅仅表示客户端不再发送数据了但是还能接收数据。
• 服务端收到客户端的 FIN 报文时，先回一个 ACK 应答报文，而服务端可能还有数据需要处理和发送，等服务端不再发送数据时，才发送 FIN 报文给客户端来表示同意现在关闭连接。

挥手丢失会发生什么

• 第一次挥手：客服端重传 FIN 报文，当超过最大重传次数时
• 第二次挥手：由于 ACK 报文是不会重传的，所以由客户端触发超时重传机制，重传 FIN 报文
• 第三次挥手：服务端超时重传 FIN 报文
• 第四次挥手：服务端超时重传 FIN 报文

TCP 半连接队列和全连接队列

• 半连接队列，也称 SYN 队列；
• 全连接队列，也称 accept 队列；

重传机制

超时重传

RTT 是指数据发送时刻到接收到确认的时刻的差值，也就是包的往返时间。

超时重传时间用 RTO （Retransmission Timeout ）表示

估计往返时间，通常需要采样以下两个：

1. 需要 TCP 通过采样 RTT 的时间，然后进行加权平均，算出一个平滑 RTT 的值，而且这个值还是要不断变化的，因为网络状况不断地变化。
2. 除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，这样就避免如果 RTT 有一个大的波动的话，很难被发现的情况。

如果超时重发的数据，再次超时的时候，又需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。

快速重传

快速重传的工作方式是当收到三个相同的 ACK 报文时，会在超时重传之前，重传丢失的报文段。

面临的问题： 重传的时候，是重传一个，还是重传所有的报文。

SACK 方法

为了解决不知道该重传哪些 TCP 报文

在 TCP 头部「选项」字段里加一个 SACK 的东西，它可以将已收到的数据的信息发送给「发送方」

Duplicate SACK

Duplicate SACK 又称 D-SACK，其主要使用了 SACK 来告诉「发送方」有哪些数据被重复接收了。

滑动窗口

为了解决一问一答通信效率低下的问题

窗口大小：无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值。

窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间，发送方主机在等到确认应答返回之前，必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答，此时数据就可以从缓存区清除。

窗口大小由哪一方决定？

TCP 头里有一个字段叫 Window，也就是窗口大小。

窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定

因为发送端需要根据接收端的处理能力来发送数据

发送方滑动窗口

• SND.WND：表示发送窗口的大小（大小是由接收方指定的）；
• SND.UNA（Send Unacknoleged）：是一个绝对指针，它指向的是已发送但未收到确认的第一个字节的序列号，也就是 #2 的第一个字节。
• SND.NXT：也是一个绝对指针，它指向未发送但可发送范围的第一个字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。

可用窗口大小 = SND.WND -（SND.NXT - SND.UNA）

接收方滑动窗口

• RCV.WND：表示接收窗口的大小，它会通告给发送方。
• RCV.NXT：是一个指针，它指向期望从发送方发送来的下一个数据字节的序列号，也就是 #3 的第一个字节。

接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗？

接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。

流量控制

TCP 提供一种机制可以让「发送方」根据「接收方」的实际接收能力控制发送的数据量，这就是所谓的流量控制。

发送窗口和接收窗口中所存放的字节数，都是放在操作系统内存缓冲区中的，而操作系统的缓冲区，会被操作系统调整。

TCP 规定不允许同时减少缓存又收缩窗口的，因为会出现丢包情况，而是采用先收缩窗口，通知发送端，再减少缓存

窗口关闭

如果窗口大小为 0 时，就会阻止发送方给接收方传递数据，直到窗口变为非 0 为止，这就是窗口关闭。

当发生窗口关闭时，接收方处理完数据后，会向发送方通告一个窗口非 0 的 ACK 报文，如果这个通告窗口的 ACK 报文在网络中丢失了，就会造成死锁现象

如何解决窗口关闭时，潜在的死锁现象

TCP 连接一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。如果持续计时器超时，就会发送窗口探测 ( Window probe ) 报文。

• 如果接收窗口仍然为 0，那么收到这个报文的一方就会重新启动持续计时器；
• 如果接收窗口不是 0，那么死锁的局面就可以被打破了。

窗口探测的次数一般为 3 次，如果 3 次过后窗口还是 0 的话，就会 RST 报文来中断连接

糊涂窗口综合症

如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个字节的窗口，而发送方会义无反顾地发送这几个字节，这就是糊涂窗口综合症。

糊涂窗口综合症的现象可以发生在发送方和接收方：

• 接收方可以通告一个小的窗口
• 而发送方可以发送小数据

怎么让接收方不通告小窗口呢？

MSS 最大分段大小

当接收方的窗口大小 小于 min( MSS，缓存空间/2 ) 时，就会向发送方通告窗口为 0

怎么让发送方避免发送小数据呢？

使用 Nagle 算法，满足下面两个条件中的任意一个条件，才可以发送数据：

• 要等到窗口大小 >= MSS 并且 数据大小 >= MSS
• 收到之前发送数据的 ack 回包

拥塞控制

在网络出现拥堵时，如果继续发送大量数据包，可能会导致数据包时延、丢失等，拥塞控制的目的就是避免「发送方」的数据填满整个网络。

拥塞窗口 cwnd是发送方维护的一个的状态变量，它会根据网络的拥塞程度动态变化的。

由于引入拥塞窗口的的概念，则发送窗口的大小等于接收窗口与拥塞窗口的最小值

拥塞的判断方法是：「发送方」没有在规定时间内接收到 ACK 应答报文，也就是发生了超时重传，就会认为网络出现了拥塞。

慢启动

当发送方每收到一个 ACK，拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1

有一个叫慢启动门限 ssthresh （slow start threshold）状态变量：

• 当 cwnd < ssthresh 时，使用慢启动算法。
• 当 cwnd >= ssthresh 时，就会使用「拥塞避免算法」。

拥塞避免算法

每当收到一个 ACK 时，cwnd 增加 1/cwnd。

就这么一直增长着后，网络就会慢慢进入了拥塞的状况了，于是就会出现丢包现象，这时就需要对丢失的数据包进行重传，当触发了重传机制，也就进入了「拥塞发生算法」。

拥塞发生

当网络出现拥塞，也就是会发生数据包重传，重传机制主要有两种：

• 超时重传
  1. ssthresh 设为 cwnd/2
  2. cwnd 重置为初始值
• 快速重传
  1. cwnd = cwnd/2
  2. ssthresh = cwnd
  3. 进入快速恢复算法

快速恢复

快速恢复算法如下：

1. 拥塞窗口 cwnd = ssthresh + 3 （ 3 的意思是确认有 3 个数据包被收到了）
2. 重传丢失的数据包
3. 如果再收到重复的 ACK，那么 cwnd 增加 1
4. 如果收到新数据的 ACK 后，把 cwnd 设置为第一步中的 ssthresh 的值，原因是该 ACK 确认了新的数据，说明从 duplicated ACK 时的数据都已收到，该恢复过程已经结束，可以回到恢复之前的状态了，也即再次进入拥塞避免状态；