tcp协议内容及实现过程(tcp握手协议过程)

TCP协议是在TCP/IP协议模型中的运输层中很重要的一个协议、负责处理主机端口层面之间的数据传输。主要有以下特点：1.TCP是面向链接的协议，在数据传输之前需要通过三次握手建立TCP链接，当数据传递完成之后，需要通过四次挥手进行连接释放。2.每一条TCP通信都是两台主机和主机之间的，是点对点传输的协议。3.TCP提供可靠的、无差错、不丢失、不重复，按序到达的服务。4.TCP的通信双方在连接建立的任何时候都可以发送数据。TCP连接的两端都设有发送缓存和接收缓存，用来临时存放双向通信的数据。5.面向字节流。在数据传输的过程中如果报文比较长的话TCP会进行数据分段传输，每一条分段的TCP传输信息都带有分段的序号，每一段都包含一部分字节流。接收方根据每段携带的的序号信息进行数据拼接，最终拼接出来初始的传输数据。但是在整个传输的过程中每一段TCP携带的都是被切割的字节流数据。所以说TCP是面向字节流的。a.TCP和UDP在发送报文时所采用的方式完全不同。TCP并不关心应用程序一次把多长的报文发送到TCP缓存中，而是根据对方给出的窗口值和当前网络拥塞的程度来决定一个报文段应包含多少个字节（UDP发送的报文长度是应用程序给出的）。b.如果应用程序传送到TCP缓存的数据块太大，TCP就可以把它划分短一些再传。TCP也可以等待积累有足够多的字节后再构建成报文段发送出去。各字段含义：源端口：发送端的端口号目的端口：接收端的端口号序号：TCP将发送报文分段传输的时候会给每一段加上序号，接收端也可以根据这个序号来判断数据拼接的顺序，主要用来解决网络报乱序的问题确认号：确认号为接收端收到数据之后进行排序确认以及发送下一次期待接收到的序号，数值 = 接收到的发送号 + 1数据偏移：占4比特，表示数据开始的地方离TCP段的起始处有多远。实际上就是TCP段首部的长度。由于首部长度不固定，因此数据偏移字段是必要的。数据偏移以32位为长度单位，因此TCP首部的最大长度是60（15*4）个字节。控制位：URG：此标志表示TCP包的紧急指针域有效，用来保证TCP连接不被中断，并且督促 中间层设备要尽快处理这些数据;ACK：此标志表示应答域有效，就是说前面所说的TCP应答号将会包含在TCP数据包中;有两个取值：0和1， 为1的时候表示应答域有效，反之为0;PSH：这个标志位表示Push操作。所谓Push操作就是指在数据包到达接收端以后，立即传送给应用程序， 而不是在缓冲区中排队;RST：这个标志表示连接复位请求。用来复位那些产生错误的连接，也被用来拒绝错误和非法的数据包;SYN：表示同步序号，用来建立连接。SYN标志位和ACK标志位搭配使用，当连接请求的时候，SYN=1， ACK=0;连接被响应的时候，SYN=1，ACK=1;这个标志的数据包经常被用来进行端口扫描。扫描者发送 一个只有SYN的数据包，如果对方主机响应了一个数据包回来 ，就表明这台主机存在这个端口;但是由于这 种扫描方式只是进行TCP三次握手的第一次握手，因此这种扫描的成功表示被扫描的机器不很安全，一台安全 的主机将会强制要求一个连接严格的进行TCP的三次握手;FIN： 表示发送端已经达到数据末尾，也就是说双方的数据传送完成，没有数据可以传送了，发送FIN标志 位的TCP数据包后，连接将被断开。这个标志的数据包也经常被用于进行端口扫描。窗口：TCP里很重要的一个机制，占2字节，表示报文段发送方期望接收的字节数，可接收的序号范围是从接收方的确认号开始到确认号加上窗口大小之间的数据。后面会有实例讲解。校验和：校验和包含了伪首部、TCP首部和数据，校验和是TCP强制要求的，由发送方计算，接收方验证紧急指针：URG标志为1时，紧急指针有效，表示数据需要优先处理。紧急指针指出在TCP段中的紧急数据的最后一个字节的序号，使接收方可以知道紧急数据共有多长。选项：最常用的选项是最大段大小（Maximum Segment Size，MSS），向对方通知本机可以接收的最大TCP段长度。MSS选项只在建立连接的请求中发送。放在以太网帧里看TCP的位置TCP 数据包在 IP 数据包的负载里面。它的头信息最少也需要20字节，因此 TCP 数据包的最大负载是 1480 - 20 = 1460 字节。由于 IP 和 TCP 协议往往有额外的头信息，所以 TCP 负载实际为1400字节左右。因此，一条1500字节的信息需要两个 TCP 数据包。HTTP/2 协议的一大改进， 就是压缩 HTTP 协议的头信息，使得一个 HTTP 请求可以放在一个 TCP 数据包里面，而不是分成多个，这样就提高了速度。以太网数据包的负载是1500字节，TCP 数据包的负载在1400字节左右一个包1400字节，那么一次性发送大量数据，就必须分成多个包。比如，一个 10MB 的文件，需要发送7100多个包。发送的时候，TCP 协议为每个包编号（sequence number，简称 SEQ），以便接收的一方按照顺序还原。万一发生丢包，也可以知道丢失的是哪一个包。第一个包的编号是一个随机数。为了便于理解，这里就把它称为1号包。假定这个包的负载长度是100字节，那么可以推算出下一个包的编号应该是101。这就是说，每个数据包都可以得到两个编号：自身的编号，以及下一个包的编号。接收方由此知道，应该按照什么顺序将它们还原成原始文件。收到 TCP 数据包以后，组装还原是操作系统完成的。应用程序不会直接处理 TCP 数据包。对于应用程序来说，不用关心数据通信的细节。除非线路异常，否则收到的总是完整的数据。应用程序需要的数据放在 TCP 数据包里面，有自己的格式（比如 HTTP 协议）。TCP 并没有提供任何机制，表示原始文件的大小，这由应用层的协议来规定。比如，HTTP 协议就有一个头信息Content-Length，表示信息体的大小。对于操作系统来说，就是持续地接收 TCP 数据包，将它们按照顺序组装好，一个包都不少。操作系统不会去处理 TCP 数据包里面的数据。一旦组装好 TCP 数据包，就把它们转交给应用程序。TCP 数据包里面有一个端口（port）参数，就是用来指定转交给监听该端口的应用程序。应用程序收到组装好的原始数据，以浏览器为例，就会根据 HTTP 协议的Content-Length字段正确读出一段段的数据。这也意味着，一次 TCP 通信可以包括多个 HTTP 通信。服务器发送数据包，当然越快越好，最好一次性全发出去。但是，发得太快，就有可能丢包。带宽小、路由器过热、缓存溢出等许多因素都会导致丢包。线路不好的话，发得越快，丢得越多。最理想的状态是，在线路允许的情况下，达到最高速率。但是我们怎么知道，对方线路的理想速率是多少呢？答案就是慢慢试。TCP 协议为了做到效率与可靠性的统一，设计了一个慢启动（slow start）机制。开始的时候，发送得较慢，然后根据丢包的情况，调整速率：如果不丢包，就加快发送速度；如果丢包，就降低发送速度。Linux 内核里面 设定 了（常量TCP_INIT_CWND），刚开始通信的时候，发送方一次性发送10个数据包，即"发送窗口"的大小为10。然后停下来，等待接收方的确认，再继续发送。默认情况下，接收方每收到 两个TCP 数据包，就要 发送 一个确认消息。"确认"的英语是 acknowledgement，所以这个确认消息就简称 ACK。ACK 携带两个信息。发送方有了这两个信息，再加上自己已经发出的数据包的最新编号，就会推测出接收方大概的接收速度，从而降低或增加发送速率。这被称为"发送窗口"，这个窗口的大小是可变的。注意，由于 TCP 通信是双向的，所以双方都需要发送 ACK。两方的窗口大小，很可能是不一样的。而且 ACK 只是很简单的几个字段，通常与数据合并在一个数据包里面发送。即使对于带宽很大、线路很好的连接，TCP 也总是从10个数据包开始慢慢试，过了一段时间以后，才达到最高的传输速率。这就是 TCP 的慢启动。TCP 协议可以保证数据通信的完整性，这是怎么做到的？前面说过，每一个数据包都带有下一个数据包的编号。如果下一个数据包没有收到，那么 ACK 的编号就不会发生变化。举例来说，现在收到了4号包，但是没有收到5号包。ACK 就会记录，期待收到5号包。过了一段时间，5号包收到了，那么下一轮 ACK 会更新编号。如果5号包还是没收到，但是收到了6号包或7号包，那么 ACK 里面的编号不会变化，总是显示5号包。这会导致大量重复内容的 ACK。如果发送方发现收到 三个 连续的重复 ACK，或者超时了还没有收到任何 ACK，就会确认丢包，即5号包遗失了，从而再次发送这个包。通过这种机制，TCP 保证了不会有数据包丢失。TCP是一个滑动窗口协议，即一个TCP连接的发送端在某个时刻能发多少数据是由滑动窗口控制的，而滑动窗口的大小实际上是由两个窗口共同决定的，一个是接收端的通告窗口，这个窗口值在TCP协议头部信息中有，会随着数据的ACK包发送给发送端，这个值表示的是在接收端的TCP协议缓存中还有多少剩余空间，发送端必须保证发送的数据不超过这个剩余空间以免造成缓冲区溢出，这个窗口是接收端用来进行流量限制的，在传输过程中，通告窗口大小与接收端的进程取出数据的快慢有关。另一个窗口是发送端的拥塞窗口(Congestion window)，由发送端维护这个值，在协议头部信息中没有，滑动窗口的大小就是通告窗口和拥塞窗口的较小值，所以拥塞窗口也看做是发送端用来进行流量控制的窗口。滑动窗口的左边沿向右移动称为窗口合拢，发生在发送的数据被确认时（此时，表明数据已被接收端收到，不会再被需要重传，可以从发送端的发送缓存中清除了），滑动窗口的右边沿向右移动称为窗口张开，发生在接收进程从接收端协议缓存中取出数据时。随着发送端不断收到的被发送数据的ACK包，根据ACK包中的确认序号和通告窗口大小使滑动窗口得以不断的合拢和张开，形成滑动窗口的向前滑动。如果接收进程一直不取数据，则会出现0窗口现象，即滑动窗口左边沿与右边沿重合，此时窗口大小为0，就无法再发送数据。在TCP里，接收端(B)会给发送端(A)报一个窗口的大小，叫Advertised window。1.在没有收到B的确认情况下，A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是已经发送过的数据，在未收到确认之前都必须暂时保留，以便在超时重传时使用。2.发送窗口里面的序号表示允许发送的序号。显然，窗口越大，发送方就可以在收到对方确认之前连续发送更多数据，因而可能获得更高的传输效率。但接收方必须来得及处理这些收到的数据。3.发送窗口后沿的后面部分表示已发送且已收到确认。这些数据显然不需要再保留了。4.发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送的，应为接收方都没有为这部分数据保留临时存放的缓存空间。5.发送窗口后沿的变化情况有两种：不动（没有收到新的确认）和前移（收到了新的确认）6.发送窗口前沿的变化情况有两种：不断向前移或可能不动（没收到新的确认）TCP的发送方在规定时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。这种重传的概念很简单，但重传时间的选择确是TCP最复杂的问题之一。TCP采用了一种自适应算法，它记录一个报文段发出的时间，以及收到响应的确认的时间这两个时间之差就是报文段的往返时间RTT。TCP保留了RTT的一个加权平均往返时间。超时重传时间RTO略大于加权平均往返时间RTT：即Round Trip Time，表示从发送端到接收端的一去一回需要的时间，tcp在数据传输过程中会对RTT进行采样（即对发送的数据包及其ACK的时间差进行测量，并根据测量值更新RTT值，具体的算法TCPIP详解里面有），TCP根据得到的RTT值更新RTO值，即Retransmission TimeOut，就是重传间隔，发送端对每个发出的数据包进行计时，如果在RTO时间内没有收到所发出的数据包的对应ACK，则任务数据包丢失，将重传数据。一般RTO值都比采样得到的RTT值要大。如果收到的报文段无差错，只是未按序号，中间还缺少一些序号的数据，那么能否设法只传送缺少的数据而不重传已经正确到达接收方的数据？答案是可以的，选择确认就是一种可行的处理方法。如果要使用选项确认SACK，那么在建立TCP连接时，就要在TCP首部的选项中加上“允许SACK”的选项，而双方必须都事先商定好。如果使用选择确认，那么原来首部中的“确认号字段”的用法仍然不变。SACK文档并没有明确发送方应当怎么响应SACK.因此大多数的实现还是重传所有未被确认的数据块。一般说来，我们总是希望数据传输的更快一些，但如果发送方把数据发送的过快，接收方就可能来不及接收，这会造成数据的丢失。所谓流量控制就是让发送方的发送速率不要太快，要让接收方来得及接收。在计算机网络中的链路容量，交换节点中的缓存和处理机等，都是网络的资源。在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种情况就叫做拥塞。拥塞控制方法：1.慢开始和拥塞避免2.快重传和快恢复3.随机早期检测1.一开始，客户端和服务端都处于CLOSED状态2.先是服务端主动监听某个端口，处于LISTEN状态（比如服务端启动，开始监听）。3.客户端主动发起连接SYN，之后处于SYN-SENT状态（第一次握手，发送 SYN = 1 ACK = 0 seq = x ack = 0）。4.服务端收到发起的连接，返回SYN，并且ACK客户端的SYN，之后处于SYN-RCVD状态（第二次握手，发送 SYN = 1 ACK = 1 seq = y ack = x + 1）。5.客户端收到服务端发送的SYN和ACK之后，发送ACK的ACK，之后处于ESTABLISHED状态（第三次握手，发送 SYN = 0 ACK = 1 seq = x + 1 ack = y + 1）。6.服务端收到客户端的ACK之后，处于ESTABLISHED状态。（需要注意的是，有可能X和Y是相等的，可能都是0，因为他们代表了各自发送报文段的序号。）TCP连接释放四次挥手1.当前A和B都处于ESTAB-LISHED状态。2.A的应用进程先向其TCP发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭TCP连接。3.B收到连接释放报文段后即发出确认，然后B进入CLOSE-WAIT(关闭等待)状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的连接就释放了，这时TCP连接处于半关闭状态，即A已经没有数据发送了。从B到A这个方向的连接并未关闭，这个状态可能会持续一些时间。4.A收到来自B的确认后，就进入FIN-WAIT-2(终止等待2)状态，等待B发出的连接释放报文端。5.若B已经没有向A发送的数据，B发出连接释放信号，这时B进入LAST-ACK(最后确认)状态等待A的确认。6.A再收到B的连接释放消息后，必须对此发出确认，然后进入TIME-WAIT（时间等待）状态。请注意，现在TCP连接还没有释放掉，必须经过时间等待计时器（TIME－WAIT timer）设置的时间2MSL后，A才进入CLOSED状态。7。B收到A发出的确认消息后，进入CLOSED状态。以请求百度为例，看一下三次握手真实数据的TCP连接建立过程我们再来看四次挥手。TCP断开连接时，会有四次挥手过程，标志位是FIN，我们在封包列表中找到对应位置，理论上应该找到4个数据包，但我试了好几次，实际只抓到3个数据包。查了相关资料，说是因为服务器端在给客户端传回的过程中，将两个连续发送的包进行了合并。因此下面会按照合并后的三次挥手解释，若有错误之处请指出。第一步，当主机A的应用程序通知TCP数据已经发送完毕时，TCP向主机B发送一个带有FIN附加标记的报文段（FIN表示英文finish）。第二步，主机B收到这个FIN报文段之后，并不立即用FIN报文段回复主机A，而是先向主机A发送一个确认序号ACK，同时通知自己相应的应用程序：对方要求关闭连接（先发送ACK的目的是为了防止在这段时间内，对方重传FIN报文段）。第三步，主机B的应用程序告诉TCP：我要彻底的关闭连接，TCP向主机A送一个FIN报文段。第四步，主机A收到这个FIN报文段后，向主机B发送一个ACK表示连接彻底释放。这是因为服务端在LISTEN状态下，收到建立连接请求的SYN报文后，把ACK和SYN放在一个报文里发送给客户端。而关闭连接时，当收到对方的FIN报文时，仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据，己方也未必全部数据都发送给对方了，所以己方可以立即close，也可以发送一些数据给对方后，再发送FIN报文给对方来表示同意现在关闭连接，因此，己方ACK和FIN一般都会分开发送。原因有二：一、保证TCP协议的全双工连接能够可靠关闭二、保证这次连接的重复数据段从网络中消失先说第一点，如果Client直接CLOSED了，那么由于IP协议的不可靠性或者是其它网络原因，导致Server没有收到Client最后回复的ACK。那么Server就会在超时之后继续发送FIN，此时由于Client已经CLOSED了，就找不到与重发的FIN对应的连接，最后Server就会收到RST而不是ACK，Server就会以为是连接错误把问题报告给高层。这样的情况虽然不会造成数据丢失，但是却导致TCP协议不符合可靠连接的要求。所以，Client不是直接进入CLOSED，而是要保持TIME_WAIT，当再次收到FIN的时候，能够保证对方收到ACK，最后正确的关闭连接。再说第二点，如果Client直接CLOSED，然后又再向Server发起一个新连接，我们不能保证这个新连接与刚关闭的连接的端口号是不同的。也就是说有可能新连接和老连接的端口号是相同的。一般来说不会发生什么问题，但是还是有特殊情况出现：假设新连接和已经关闭的老连接端口号是一样的，如果前一次连接的某些数据仍然滞留在网络中，这些延迟数据在建立新连接之后才到达Server，由于新连接和老连接的端口号是一样的，又因为TCP协议判断不同连接的依据是socket pair，于是，TCP协议就认为那个延迟的数据是属于新连接的，这样就和真正的新连接的数据包发生混淆了。所以TCP连接还要在TIME_WAIT状态等待2倍MSL，这样可以保证本次连接的所有数据都从网络中消失。硬件速度网络和服务器的负载请求和响应报文的尺寸客户端和服务器之间的距离TCP 协议的技术复杂性TCP 连接建立握手；TCP 慢启动拥塞控制；数据聚集的 Nagle 算法；用于捎带确认的 TCP 延迟确认算法；TIME_WAIT 时延和端口耗尽。介绍完毕，就这？是的，就这。补充：大部分内容为网络整理，方便自己学习回顾，参考文章：TCP 协议简介TCP协议图文详解什么是TCP协议？wireshark抓包分析——TCP/IP协议TCP协议的三次握手和四次挥手TCP协议详解TCP带宽和时延的研究(1)

这部分简要介绍一下TCP/IP的内部结构，为讨论与互联网有关的安全问题打下基础。TCP/IP协议组之所以流行，部分原因是因为它可以用在各种各样的信道和底层协议（例如T1和X.25、以太网以及RS-232串行接口）之上。确切地说，TCP/IP协议是一组包括TCP协议和IP协议，UDP（User Datagram Protocol）协议、ICMP（Internet Control Message Protocol）协议和其他一些协议的协议组。CP/IP协议的组成TCP/IP协议在一定程度上参考了OSI的体系结构。OSI模型共有七层，从下到上分别是物理层、数据链路层、网络层、运输层、会话层、表示层和应用层。（1）应用层、表示层、会话层三个层次提供的服务相差不是很大，所以在TCP/IP协议中，它们被合并为应用层一个层次。（2）由于运输层和网络层在网络协议中的地位十分重要，所以在TCP/IP协议中它们被作为独立的两个层次。以上内容参考：百度百科-TCP/IP协议
TCP/IP协议工作原理： 中译名为传输控制协议/因特网互联协议，又名网络通讯协议，是Internet最基本的协议、Internet国际互联网络的基础，由网络层的IP协议和传输层的TCP协议组成。TCP/IP 定义了电子设备如何连入因特网，以及数据如何在它们之间传输的标准。协议采用了4层的层级结构，每一层都呼叫它的下一层所提供的网络来完成自己的需求。 通俗而言：TCP负责发现传输的问题，一有问题就发出信号，要求重新传输，直到所有数据安全正确地传输到目的地。而IP是给因特网的每一台电脑规定一个地址。
(1) 在源主机上应用层将一串字节流传给传输层； (2) 传输层将字节流分成TCP段，加上TCP包头交给互联网络(IP)层；(3) IP层生成一个包，将TCP段放人其数据域，并加上源和目的主机的IPIP包交给数据链路层；(4) 数据链路层在其帧的数据部分装IP包，发往日的主机或IP路由器；(5) 在目的主机，数据链路层将数据链路层帧头去掉，将IP包交给互联网层；(6) IP层检查IP包头，如果包头中的校验和与计算出来的不一致，则丢弃该包；(7) 如果校验和一致，IP层去掉IP头，将TCP段交给TCP层，TCP层检查顺序号来判断是否为正确的TCP段；(8) TCP层为TCP包头计算TCP头和数据。如果不对，TCP层丢弃这个包，若对，则向源主机发送确认；(9) 在目的主机，TCP层去掉TCP头，将字节流传给应用程序；(10) 于是目的主机收到了源主机发来的字节流，就像直接从源主机发来的一样。 实际上每往下一层，便多加了一个报头，而这个头对上层来说是透明的，上层根本感觉不到下面报头的存在。如下图3-10所示，假设物理网络是以太网，上述基于TCP/IP的文件传输(FTP)应用打包过程便是一个逐层封装的过程，当到达目的主机时，则从下而上去掉包头。
TCP/IP 的工作原理 下面以采用TCP/IP协议传送文件为例，说明TCP/IP的工作原理，其中应用层传输文件采用文件传输协议（FTP）。TCP/IP协议的工作流程如下：●在源主机上，应用层将一串应用数据流传送给传输层。●传输层将应用层的数据流截成分组，并加上TCP报头形成TCP段，送交网络层。●在网络层给TCP段加上包括源、目的主机IP地址的IP报头，生成一个IP数据包，并将IP数据包送交链路层。●链路层在其MAC帧的数据部分装上IP数据包，再加上源、目的主机的MAC地址和帧头，并根据其目的MAC地址，将MAC帧发往目的主机或IP路由器。●在目的主机，链路层将MAC帧的帧头去掉，并将IP数据包送交网络层。●网络层检查IP报头，如果报头中校验和与计算结果不一致，则丢弃该IP数据包；若校验和与计算结果一致，则去掉IP报头，将TCP段送交传输层。●传输层检查顺序号，判断是否是正确的TCP分组，然后检查TCP报头数据。若正确，则向源主机发确认信息；若不正确或丢包，则向源主机要求重发信息。 ●在目的主机，传输层去掉TCP报头，将排好顺序的分组组成应用数据流送给应用程序。这样目的主机接收到的来自源主机的字节流，就像是直接接收来自源主机的字节流一样。

TCP/IP协议（又名：网络通讯协议）即传输控制协议/互联网协议，是一个网络通信模型，以及一整个网络传输协议家族。这一模型是Internet最基本的协议，也是Internet国际互联网络的基础，由网络层的IP协议和传输层的TCP协议组成。 其定义了电子设备如何连入因特网，以及数据如何在它们之间传输的标准。TCP负责发现传输的问题，而IP是给因特网的每一台联网设备规定一个地址。 为了减少网络设计的复杂性，大多数网络都采用分层结构。对于不同的网络，层的数量、名字、内容和功能都不尽相同。在相同的网络中，一台机器上的第N层与另一台机器上的第N层可利用第N层协议进行通信，协议基本上是双方关于如何进行通信所达成的一致。不同机器中包含的对应层的实体叫做对等进程。在对等进程利用协议进行通信时，实际上并不是直接将数据从一台机器的第N层传送到另一台机器的第N层，而是每一层都把数据连同该层的控制信息打包交给它的下一层，它的下一层把这些内容看做数据，再加上它这一层的控制信息一起交给更下一层，依此类推，直到最下层。最下层是物理介质，它进行实际的通信。相邻层之间有接口，接口定义下层向上层提供的原语操作和服务。相邻层之间要交换信息，对等接口必须有一致同意的规则。层和协议的集合被称为网络体系结构。每一层中的活动元素通常称为实体，实体既可以是软件实体，也可以是硬件实体。第N层实体实现的服务被第N+1层所使用。在这种情况下，第N层称为服务提供者，第N+1层称为服务用户。服务是在服务接入点提供给上层使用的。服务可分为面向连接的服务和面向无连接的服务，它在形式上是由一组原语来描述的。这些原语可供访问该服务的用户及其他实体使用。TCP是面向连接的通信协议，通过三次握手建立连接，通讯完成时要拆除连接，由于TCP是面向连接的所以只能用于端到端的通讯。TCP提供的是一种可靠的数据流服务，采用“带重传的肯定确认”技术来实现传输的可靠性。TCP还采用一种称为“滑动窗口”的方式进行流量控制，所谓窗口实际表示接收能力，用以限制发送方的发送速度。如果IP数据包中有已经封好的TCP数据包，那么IP将把它们向‘上’传送到TCP层。TCP将包排序并进行错误检查，同时实现虚电路间的连接。TCP数据包中包括序号和确认，所以未按照顺序收到的包可以被排序，而损坏的包可以被重传。TCP将它的信息送到更高层的应用程序，例如Telnet的服务程序和客户程序。应用程序轮流将信息送回TCP层，TCP层便将它们向下传送到IP层，设备驱动程序和物理介质，最后到接收方。 面向连接的服务（例如 Telnet、 FTP、 rlogin、 X Windows和 SMTP）需要高度的可靠性，所以它们使用了TCP。DNS在某些情况下使用TCP（发送和接收 域名数据库），但使用UDP传送有关单个主机的信息。

Transmission Control Protocol，传输控制协议，是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议TCP协议的目的是：在不可靠传输的IP层之上建立一套可靠传输的机制。TCP的可靠只是对于它自身来说的, 甚至是对于socket接口层, 两个系统就不是可靠的了, 因为发送出去的数据, 没有确保对方真正的读到（所以要在业务层做重传和确认机制）。可靠传输的第一要素是确认, 第二要素是重传, 第三要素是顺序。 任何一个可靠传输的系统, 都必须包含这三个要素。数据校验也是必要的。传输是一个广义的概念, 不局限于狭义的网络传输, 应该理解为通信和交互. 任何涉及到通信和交互的东西, 都可以借鉴TCP的思想。无论是在UDP上实现可靠传输或者创建自己的通信系统，无论这个系统是以API方式还是服务方式，只要是一个通信系统，就要考虑这三个要素。SeqNum的增加是和传输的字节数相关的。上图中，三次握手后，来了两个Len:1440的包，而第二个包的SeqNum就成了1441。然后第一个ACK回的是1441（下一个待接收的字节号），表示第一个1440收到了。网络上的传输是没有连接的，包括TCP也是一样的。而TCP所谓的“连接”，其实只不过是在通讯的双方维护一个“连接状态”，让它看上去好像有连接一样。所以，TCP的状态变换是非常重要的。查看各种状态的数量ss -ant | awk '{++s[$1]} END {for(k in s) print k,s[k]}'通过三次握手完成连接的建立三次握手的目的是交换通信双方的初始化序号，以保证应用层接收到的数据不会乱序，所以叫SYN(Synchronize Sequence Numbers)。ISN是不能hard code的，不然会出问题的。比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过232，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过Maximum Segment Lifetime（MSL），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。如果Server端接到了Clien发的SYN后回了SYN-ACK，之后Client掉线了，Server端没有收到Client返回的ACK，那么，这个连接就处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，Server端如果在一定时间内没有收到的ACK会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻番，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 26 -1 = 63s，TCP才会断开这个连接。客户端给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的SYN连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事：当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），此时服务器并没有保留客户端的SYN包。如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为sync cookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。应该调整三个TCP参数：tcp_synack_retries减少重试次数，tcp_max_syn_backlog增大SYN连接数，tcp_abort_on_overflow处理不过来干脆就直接拒绝连接因为TCP是全双工的，因此断开连接需要4次挥手，发送方和接收方都需要发送Fin和Ack。如果两边同时断连接，那就会就进入到CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态。指的是报文段的最大生存时间，如果报文段在网络中活动了MSL时间，还没有被接收，那么会被丢弃。关于MSL的大小，RFC 793协议中给出的建议是两分钟，不过实际上不同的操作系统可能有不同的设置，以Linux为例，通常是半分钟，两倍的MSL就是一分钟，也就是60秒主动关闭的一方会进入TIME_WAIT状态，并且在此状态停留两倍的MSL时长。由于TIME_WAIT的存在，大量短连接会占有大量的端口，造成无法新建连接。主动关闭的一方发出 FIN包，被动关闭的一方响应ACK包，此时，被动关闭的一方就进入了CLOSE_WAIT状态。如果一切正常，稍后被动关闭的一方也会发出FIN包，然后迁移到LAST_ACK状态。CLOSE_WAIT状态在服务器停留时间很短，如果你发现大量的 CLOSE_WAIT状态，那么就意味着被动关闭的一方没有及时发出FIN包。TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。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，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长不以时间驱动，而以数据驱动重传如果包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传Selective Acknowledgment, 需要在TCP头里加一个SACK的东西，ACK还是Fast Retransmit的ACK，SACK则是汇报收到的数据碎版，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了，哪些没有收到重复收到数据的问题，使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了经典算法：Karn/Partridge算法，Jacobson/Karels算法TCP必需要知道网络实际的数据处理带宽或是数据处理速度，这样才不会引起网络拥塞，导致丢包Advertised-Window：接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据，而不会导致接收端处理不过来接收端LastByteRead指向了TCP缓冲区中读到的位置，NextByteExpected指向的地方是收到的连续包的最后一个位置，LastByteRcved指向的是收到的包的最后一个位置，我们可以看到中间有些数据还没有到达，所以有数据空白区。发送端的LastByteAcked指向了被接收端Ack过的位置（表示成功发送确认），LastByteSent表示发出去了，但还没有收到成功确认的Ack，LastByteWritten指向的是上层应用正在写的地方。接收端在给发送端回ACK中会汇报自己的AdvertisedWindow = MaxRcvBuffer – LastByteRcvd – 1;收到36的ack，并发出了46-51的字节如果Window变成0了，发送端就不发数据了如果发送端不发数据了，接收方一会儿Window size 可用了，怎么通知发送端呢：TCP使用了Zero Window Probe技术，缩写为ZWP，也就是说，发送端在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来ack他的Window尺寸，一般这个值会设置成3次，每次大约30-60秒。如果3次过后还是0的话，有的TCP实现就会发RST把链接断了。如果你的网络包可以塞满MTU，那么你可以用满整个带宽，如果不能，那么你就会浪费带宽。避免对小的window size做出响应，直到有足够大的window size再响应。如果这个问题是由Receiver端引起的，那么就会使用David D Clark’s 方案。在receiver端，如果收到的数据导致window size小于某个值，可以直接ack(0)回sender，这样就把window给关闭了，也阻止了sender再发数据过来，等到receiver端处理了一些数据后windows size大于等于了MSS，或者receiver buffer有一半为空，就可以把window打开让send 发送数据过来。如果这个问题是由Sender端引起的，那么就会使用著名的 Nagle’s algorithm。这个算法的思路也是延时处理，他有两个主要的条件：1）要等到 Window Size >= MSS 或是 Data Size >= MSS，2）等待时间或是超时200ms，这两个条件有一个满足，他才会发数据，否则就是在攒数据。TCP_CORK是禁止小包发送，而Nagle算法没有禁止小包发送，只是禁止了大量的小包发送TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲拥塞控制的论文请参看 《Congestion Avoidance and Control》主要算法有：慢启动，拥塞避免，拥塞发生，快速恢复，TCP New Reno，FACK算法，TCP Vegas拥塞控制算法TCP网络协议及其思想的应用TCP 的那些事儿（上）TCP 的那些事儿（下）tcp为什么是三次握手，为什么不是两次或四次？记一次TIME_WAIT网络故障再叙TIME_WAITtcp_tw_recycle和tcp_timestamps导致connect失败问题tcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（1）- 高屋建瓴tcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（2）- SO_LINGERtcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（3）- tcp_tw_recycletcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（4）- tcp_tw_reusetcp短连接TIME_WAIT问题解决方法大全（5）- tcp_max_tw_bucketsTCP的TIME_WAIT快速回收与重用浅谈CLOSE_WAIT又见CLOSE_WAITPHP升级导致系统负载过高问题分析Coping with the TCP TIME-WAIT state on busy Linux servers

主要特点：面向连接、面向字节流、全双工通信、通信可靠。优缺点：应用场景：要求通信数据可靠时，即 数据要准确无误地传递给对方。如：传输文件：HTTP、HTTPS、FTP等协议；传输邮件：POP、SMTP等协议ps：首部的前 20 个字节固定，后面有 4n 字节根据需要增加。故 TCP首部最小长度 = 20字节（最大60个字节）。TCP报头中的源端口号和目的端口号同IP数据报中的源IP与目的IP唯一确定一条TCP连接。重要字段：客户端与服务器来回共发送三个TCP报文段来建立运输连接，三个TCP报文段分别为：（1）客户端A向服务器B发送的TCP请求报段“SYN=1,seq=x”；（2）服务器B向客户端A发送的TCP确认报文段“SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x+1”；（3）客户端A向服务器B发送的TCP确认报文段“ACK=1,seq=x+1,ack=y+1”。ps：在建立TCP连接之前，客户端和服务器都处于关闭状态（CLOSED）,直到客户端主动打开连接，服务器才被动打开连接（处于监听状态 = LISTEN）,等待客户端的请求。TCP 协议是一个面向连接的、安全可靠的传输层协议，三次握手的机制是为了保证能建立一个安全可靠的连接。通过上述三次握手，双方确认自己与对方的发送与接收是正常的，就建立起一条TCP连接，即可传送应用层数据。ps：因 TCP提供的是全双工通信，故通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据；三次握手期间，任何1次未收到对面的回复，则都会重发。为什么两次握手不行呢？结论：防止服务器接收了早已经失效的连接请求报文，服务器同意连接，从而一直等待客户端请求，最终导致形成死锁、浪费资源。ps：SYN洪泛攻击：（具体见下文）为什么不需要四次握手呢？SYN 同步序列编号(Synchronize Sequence Numbers) 是 TCP/IP 建立连接时使用的握手信号。在客户机和服务器之间建立正常的 TCP 网络连接时，客户机首先发出一个 SYN 消息，服务器使用 SYN-ACK 应答表示接收到了这个消息，最后客户机再以 ACK确认序号标志消息响应。这样在客户机和服务器之间才能建立起可靠的 TCP 连接，数据才可以在客户机和服务器之间传递。如何来解决半连接攻击？如何来解决全连接攻击？请注意，现在 TCP 连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器设置的时间 2MSL（MSL：最长报文段寿命）后，客户端才能进入到 CLOSED 状态，然后撤销传输控制块，结束这次 TCP 连接。当然如果服务器一收到 客户端的确认就进入 CLOSED 状态，然后撤销传输控制块。所以在释放连接时，服务器结束 TCP 连接的时间要早于客户端。TCP是全双工的连接，必须两端同时关闭连接，连接才算真正关闭。简言之，客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器才会发送 FIN 连接释放报文，对方确认后就完全关闭了TCP连接。举个例子：A 和 B 打电话，通话即将结束后，A 说“我没啥要说的了”，B回答“我知道了”，但是 B 可能还会有要说的话，A 不能要求 B 跟着自己的节奏结束通话，于是 B 可能又巴拉巴拉说了一通，最后 B 说“我说完了”，A 回答“知道了”，这样通话才算结束。ps：设想这样一个情景：客户端已主动与服务器建立了 TCP 连接。但后来客户端的主机突然发生故障。显然，服务器以后就不能再收到客户端发来的数据。因此，应当有措施使服务器不要再白白等待下去。这就需要使用TCP的保活计时器。基本原理：tcp11种状态及变迁其实基本包含在正常的三次握手和四次挥手中，除开CLOSING。正常的三次握手包括4中状态变迁：服务器打开监听(LISTEN)->客户端先发起SYN主动连接标识->服务器回复SYN及ACK确认->客户端再确认即三次握手TCP连接成功。这里边涉及四种状态及变迁：正常的四次握手包含6种tcp状态变迁，如主动发起关闭方为客户端：客户端发送FIN进入FIN_WAIT1 -> 服务器发送ACK确认并进入CLOSE_WAIT(被动关闭)状态->客户端收到ACK确认后进入FIN_WAIT2状态 -> 服务器再发送FIN进入LAST_ACK状态 -> 客户端收到服务器的FIN后发送ACK确认进入TIME_WAIT状态 -> 服务器收到ACK确认后进入CLOSED状态断开连接 -> 客户端在等待2MSL的时间如果期间没有收到服务器的相关包，则进入CLOSED状态断开连接。CLOSING状态：连接断开期间，一般是客户端发送一个FIN，然后服务器回复一个ACK，然后服务器发送完数据后再回复一个FIN，当客户端和服务器同时接受到FIN时，客户端和服务器处于CLOSING状态，也就是此时双方都正在关闭同一个连接。在进入CLOSING状态后，只要收到了对方对自己发送的FIN的ACK，收到FIN的ACK确认就进入TIME_WAIT状态，因此，如果RTT(Round Trip Time TCP包的往返延时)处在一个可接受的范围内，发出的FIN会很快被ACK从而进入到TIME_WAIT状态，CLOSING状态持续的时间就特别短，因此很难看到这种状态。我们知道网络层，可以实现两个主机之间的通信。但是这并不具体，因为，真正进行通信的实体是在主机中的进程，是一个主机中的一个进程与另外一个主机中的一个进程在交换数据。IP协议虽然能把数据报文送到目的主机，但是并没有交付给主机的具体应用进程。而端到端的通信才应该是应用进程之间的通信。应用场景：UDP协议比TCP协议的效率更高，TCP协议比UDP协议更加安全可靠。下面主要对数据传输出现错误/无应答/堵塞/超时/重复等问题。注意：TCP丢包：TCP是基于不可靠的网路实现可靠传输，肯定会存在丢包问题。如果在通信过程中，发现缺少数据或者丢包，那边么最大的可能性是程序发送过程或者接受过程中出现问题。总结：为了满足TCP协议不丢包，即保证可靠传输，规定如下：注意：TCP丢包有三方面的原因，一是网络的传输质量不好，二是安全策略，三是服务器性能瓶颈先理解2个基础概念：发送窗口、接收窗口工作原理：注意点：关于滑动窗口的知识点：滑动窗口中的数据类型：ARQ解决的问题：出现差错时，让发送方重传差错数据：即 出错重传类型：流量控制和拥塞控制解决的问题：当接收方来不及接收收到的数据时，可通知发送方降低发送数据的效率：即 速度匹配流量控制：注意：拥塞控制：慢开始与拥塞避免：快重传和快恢复：补充：流量控制和拥塞控制的区别什么情况造成TCP粘包和拆包？解决TCP粘包和拆包的方法：传输层无法保证数据的可靠传输，只能通过应用层来实现了。实现的方式可以参照tcp可靠性传输的方式，只是实现不在传输层，实现转移到了应用层。最简单的方式是在应用层模仿传输层TCP的可靠性传输。下面不考虑拥塞处理，可靠UDP的简单设计。https://www.jianshu.com/p/65605622234bhttp://www.open-open.com/lib/view/open1517213611158.htmlhttps://blog.csdn.net/dangzhangjing97/article/details/81008836https://blog.csdn.net/qq_30108237/article/details/107057946https://www.jianshu.com/p/6c73a4585eba