tcp有连接可靠(tcp半连接)

1、检验和 TCP检验和的计算与UDP一样，在计算时要加上12byte的伪首部，检验范围包括TCP首部及数据部分，但是UDP的检验和字段为可选的，而TCP中是必须有的。2、序列号TCP将每个字节的数据都进行了编号，这就是序列号。序列号的作用：数据传输过程中的确认应答处理、重发控制以及重复控制等功能都可以通过序列号来实现。TCP在发送数据时，并不是按顺序发送的，发送出去的数据包也不能保证按序到达（网络的不确定性）。接收端接收到数据之后，按序号排序，如果中间某个数据报丢失了，之后的数据报还是会被接收，但是不会对发送端返回之后的确认，而是会重复发送对丢失出之前的数据确认，保证发送端会对丢失的数据段进行重发。保证数据的按序组装TCP规定，在确认报文里，若确认号=N，意思是告诉发送者，到序号N-1为止的所有数据都已经正确的收到，下次你从N开始发送建立连接时，双方发送的SYN报文和ACK报文段都是不携带数据的，但是会消耗一个序号，这个序号通常是随机值TCP规定，首部中序号字段的值是本报文段发送数据的第一个字节的序号。3、确认应答机制（ACK）TCP通过确认应答机制实现可靠的数据传输。在TCP的首部中有一个标志位——ACK，此标志位表示确认号是否有效。接收方对于按序到达的数据会进行确认，当标志位ACK=1时确认首部的确认字段有效。进行确认时，确认字段值表示这个值之前的数据都已经按序到达了。而发送方如果收到了已发送的数据的确认报文，则继续传输下一部分数据；而如果等待了一定时间还没有收到确认报文就会启动重传机制。正常情况下的应答机制：4、超时重传机制当报文发出后在一定的时间内未收到接收方的确认，发送方就会进行重传（通常是在发出报文段后设定一个定时器，到点了还没有收到应答则进行重传），其基本过程如下：当然，未收到确认不一定就是发送的数据包丢了，还可能是确认的ACK丢了：当接收方接收到重复的数据时就将其丢掉，重新发送ACK。而要识别出重复的数据，就要用到前面提到的序列号了，利用序列号很容易就可以做到去重的效果。重传时间的确定：报文段发出到收到应答中间有一个报文段的往返时间RTT，显然超时重传时间RTO会略大于这个RTT，TCP会根据网络情况动态的计算RTT，即RTO是不断变化的。在Linux中，超时以500ms为单位进行控制，每次判定超时重发的超时时间都是500ms的整数倍。其规律为：如果重发一次仍得不到应答，就等待2500ms后再进行重传，如果仍然得不到应答就等待4500ms后重传，依次类推，以指数形式递增，重传次数累计到一定次数后，TCP认为网络或对端主机出现异常，就会强行关闭连接。超时重传的过程：放置片段到重传队列中，启动计时器：TCP在发送包含数据的片段后，片段都会被复制一份并放在重传队列中，然后启动计时器。确认处理：如果在计时器超时之前收到确认信息，就把该片段从重传队列中移除超时重传：如果在计时器超时之前没有收到确认信息，则相应片段被重新发送给对方，即重传机制，但是TCP也不能保证重传报文的可靠性，所以该报文依然会处于重传队列中，并重新计时，如果还是超时，则重复这一动作，而且超时时间会设置的较之前长，但是TCP只会重传一定数量的次数，因此当超过这个次数时，TCP会检查故障并断开连接这个等待的时间被称为RTO，RTO也是根据RTT（传输往返时间）来确定的，也和当时网络的状态有关系，需要通过具体算法实现，不是确定值如果超时时间设置的太长，会影响整体的重传效率如果超时时间设置的太短，会频繁发送很多重复的包去重：当主机B的确认报文丢失时，主机A没有收到相应的确认报文，就会重传，主机B会收到重复的报文，TCP会根据报文中的序列号来移除重复收到的报文。5、连接管理机制连接管理机制即TCP建立连接时的三次握手和断开连接时的四次挥手。 首先三次握手：

TCP的可靠性是通过以下几个规则来实现的。 首先，为了防止数据在传输的过程中被损坏，每个信息包都包含一个校验码，这个校验码头就是一个用来保证信息包在传输过程中没有被更改的代码，当信息到达目的地的时候，接收方会对比较验码和收到的信息中的数据，如果校验码不对，则被信息包将被省略。第二，为了防止信息包丢失，TCP会要求接收方每收到一个信息包都反馈一下，如果接收方没有提供反馈，发送方会自动重发一次，一直到接收方收到为止，或者它会判断网络链接断开了，就会在程序中返回一个错误的提示。 第三，为了防止信息包重复或顺序错误，TCP每传送一个信息包都会传送一个序号，接收方会检查这个序号，确保收到该信息包，并把全部信息包按顺序重新合并，同时，如果接收方看到一个已接收了的序号，则这个信息包就会被丢弃。
TCP通过下列方式来提供可靠性： •应用数据被分割成TCP认为最适合发送的数据块。这和UDP完全不同，应用程序产生的数据报长度将保持不变。由TCP传递给IP的信息单位称为报文段或段（segment）TCP如何确定报文段的长度。•当TCP发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能及时收到一个确认，将重发这个报文段。在第21章我们将了解TCP协议中自适应的超时及重传策略。•当TCP收到发自TCP连接另一端的数据，它将发送一个确认。这个确认不是立即发送，通常将推迟几分之一秒•TCP将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错，TCP将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段（希望发端超时并重发）。•既然TCP报文段作为IP数据报来传输，而IP数据报的到达可能会失序，因此TCP报文段的到达也可能会失序。如果必要，TCP将对收到的数据进行重新排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。•既然IP数据报会发生重复，TCP的接收端必须丢弃重复的数据。•TCP还能提供流量控制。TCP连接的每一方都有固定大小的缓冲空间。TCP的接收端只允许另一端发送接收端缓冲区所能接纳的数据。这将防止较快主机致使较慢主机的缓冲区溢出。两个应用程序通过TCP连接交换8bit字节构成的字节流。TCP不在字节流中插入记录标识符。我们将这称为字节流服务（bytestreamservice）。如果一方的应用程序先传10字节，又传20字节，再传50字节，连接的另一方将无法了解发方每次发送了多少字节。收方可以分4次接收这80个字节，每次接收20字节。一端将字节流放到TCP连接上，同样的字节流将出现在TCP连接的另一端。另外，TCP对字节流的内容不作任何解释。TCP不知道传输的数据字节流是二进制数据，还是ASCII字符、EBCDIC字符或者其他类型数据。对字节流的解释由TCP连接双方的应用层解释。 这种对字节流的处理方式与Unix操作系统对文件的处理方式很相似。Unix的内核对一个应用读或写的内容不作任何解释，而是交给应用程序处理。对Unix的内核来说，它无法区分一个二进制文件与一个文本文件。

1、完成对数据报的确认、流量控制和网络拥塞。2、自动检测数据报，并提供错误重发的功能。3、将多条路径传送的数据报按照原来的顺序进行排列。4、控制超时重发，自动调整超时值。tcp协议简介：TCP（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，由IETF的RFC 793定义。在简化的计算机网络OSI模型中，它完成第四层传输层所指定的功能，用户数据报协议（UDP）是同一层内 [1] 另一个重要的传输协议。在因特网协议族（Internet protocol suite）中，TCP层是位于IP层之上，应用层之下的中间层。不同主机的应用层之间经常需要可靠的、像管道一样的连接，但是IP层不提供这样的流机制，而是提供不可靠的包交换。
功能是完成对数据报的确认、流量控制和网络拥塞。1、在数据正确性与合法性上，TCP用一个校验和函数来检验数据是否有错误，在发送和接收时都要计算校验和；同时可以使用md5认证对数据进行加密。2、在保证可靠性上，采用超时重传和捎带确认机制。3、在流量控制上，采用滑动窗口协议，协议中规定，对于窗口内未经确认的分组需要重传。TCP是一种面向广域网的通信协议，目的是在跨越多个网络通信时，为两个通信端点之间提供一条具有下列特点的通信方式：1、基于流的方式。2、面向连接。3、可靠通信方式。4、在网络状况不佳的时候尽量降低系统由于重传带来的带宽开销。5、通信连接维护是面向通信的两个端点的，而不考虑中间网段和节点。
tcp协议的主要功能：1、完成对数据报的确认、流量控制和网络拥塞；2、自动检测数据报，并提供错误重发的功能；3、将多条路径传送的数据报按照原来的顺序进行排列；4、控制超时重发，自动调整超时值。tcp协议的工作方式1、建立连接TCP是因特网中的传输层协议，使用三次握手协议建立连接。当主动方发出SYN连接请求后，等待对方回答SYN+ACK，并最终对对方的 SYN 执行 ACK 确认。这种建立连接的方法可以防止产生错误的连接，TCP使用的流量控制协议是可变大小的滑动窗口协议。2、连接终止建立一个连接需要三次握手，而终止一个连接要经过四次握手，这是由TCP的半关闭（half-close）造成的。

1、建立连接：简单来说每个tcp/ip连接都是在三次握手基础上建立连接，并且实时检查连接状态。数据的传输具规范性。 2、超时重传：是TCP协议保证数据可靠性的另一个重要机制，其原理是在发送某一个数据以后就开启一个计时器，在一定时间内如果没有得到发送的数据报的ACK报文，那么就重新发送数据，直到发送成功为止。
1.通过三次握手 2.设置了窗口 使它的传输有流量控制和差错控制实现的可靠传输 3.它是面向连接的协议不像udp

所以 TCP 针对数据包丢失的情况，会用重传机制解决。重传机制的其中一个方式，就是在发送数据时，设定一个定时器，当超过指定的时间后，没有收到对方的 ACK 确认应答报文，就会重发该数据，也就是我们常说的超时重传。TCP 会在以下两种情况发生超时重传：我们先来了解一下什么是 RTT（Round-Trip Time 往返时延），从下图我们就可以知道：RTT 指的是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。上图中有两种超时时间不同的情况：精确的测量超时时间 RTO 的值是非常重要的，这可让我们的重传机制更高效。根据上述的两种情况，我们可以得知，超时重传时间 RTO 的值应该略大于报文往返 RTT 的值。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。也就是每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢？于是就可以用「快速重传」机制来解决超时重发的时间等待。TCP 还有另外一种快速重传（Fast Retransmit）机制，它不以时间为驱动，而是以数据驱动重传。快速重传机制，是如何工作的呢？其实很简单，一图胜千言。在上图，发送方发出了 1，2，3，4，5 份数据：还有一种实现重传机制的方式叫：SACK（ Selective Acknowledgment 选择性确认）。这种方式需要在 TCP 头部「选项」字段里加一个 SACK 的东西，它可以将缓存的地图发送给发送方，这样发送方就可以知道哪些数据收到了，哪些数据没收到，知道了这些信息，就可以只重传丢失的数据。如下图，发送方收到了三次同样的 ACK 确认报文，于是就会触发快速重发机制，通过 SACK 信息发现只有 200~299 这段数据丢失，则重发时，就只选择了这个 TCP 段进行重复。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。下面举例两个栗子，来说明 D-SACK 的作用。这个模式就有点像我和你面对面聊天，你一句我一句。但这种方式的缺点是效率比较低的。如果你说完一句话，我在处理其他事情，没有及时回复你，那你不是要干等着我做完其他事情后，我回复你，你才能说下一句话，很显然这不现实。所以，这样的传输方式有一个缺点：数据包的往返时间越长，通信的效率就越低。为解决这个问题，TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下，它也不会降低网络通信的效率。那么有了窗口，就可以指定窗口大小，窗口大小就是指无需等待确认应答，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。假设窗口大小为 3 个 TCP 段，那么发送方就可以「连续发送」 3 个 TCP 段，并且中途若有 ACK 丢失，可以通过「下一个确认应答进行确认」。TCP 头里有一个字段叫 Window，也就是窗口大小。这个字段是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。所以，通常窗口的大小是由接收方的窗口大小来决定的。发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小，否则接收方就无法正常接收到数据。并不是完全相等，接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。因为滑动窗口并不是一成不变的。比如，当接收方的应用进程读取数据的速度非常快的话，这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小，是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传输过程是存在时延的，所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。如果一直无脑的发数据给对方，但对方处理不过来，那么就会导致触发重发机制，从而导致网络流量的无端的浪费。为了解决这种现象发生，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。前面的流量控制例子，我们假定了发送窗口和接收窗口是不变的，但是实际上，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。可见最后窗口都收缩为 0 了，也就是发生了窗口关闭。当发送方可用窗口变为 0 时，发送方实际上会定时发送窗口探测报文，以便知道接收方的窗口是否发生了改变，这个内容后面会说，这里先简单提一下。所以，如果发生了先减少缓存，再收缩窗口，就会出现丢包的现象。为了防止这种情况发生，TCP 规定是不允许同时减少缓存又收缩窗口的，而是采用先收缩窗口，过段时间再减少缓存，这样就可以避免了丢包情况。在前面我们都看到了，TCP 通过让接收方指明希望从发送方接收的数据大小（窗口大小）来进行流量控制。这会导致发送方一直等待接收方的非 0 窗口通知，接收方也一直等待发送方的数据，如不采取措施，这种相互等待的过程，会造成了死锁的现象。窗口探测的次数一般为 3 次，每次大约 30-60 秒（不同的实现可能会不一样）。如果 3 次过后接收窗口还是 0 的话，有的 TCP 实现就会发RST报文来中断连接。一般来说，计算机网络都处在一个共享的环境。因此也有可能会因为其他主机之间的通信使得网络拥堵。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，这时 TCP 就会重传数据，但是一重传就会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大....所以，TCP 不能忽略网络上发生的事，它被设计成一个无私的协议，当网络发送拥塞时，TCP 会自我牺牲，降低发送的数据量。于是，就有了拥塞控制，控制的目的就是避免「发送方」的数据填满整个网络。为了在「发送方」调节所要发送数据的量，定义了一个叫做「拥塞窗口」的概念。拥塞控制主要是四个算法：TCP 在刚建立连接完成后，首先是有个慢启动的过程，这个慢启动的意思就是一点一点的提高发送数据包的数量，如果一上来就发大量的数据，这不是给网络添堵吗？慢启动的算法记住一个规则就行：当发送方每收到一个 ACK，拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1。这里假定拥塞窗口 cwnd 和发送窗口 swnd 相等，下面举个栗子：连接建立完成后，一开始初始化 cwnd = 1，表示可以传一个 MSS 大小的数据。当收到一个 ACK 确认应答后，cwnd 增加 1，于是一次能够发送 2 个当收到 2 个的 ACK 确认应答后， cwnd 增加 2，于是就可以比之前多发2 个，所以这一次能够发送 4 个当这 4 个的 ACK 确认到来的时候，每个确认 cwnd 增加 1， 4 个确认 cwnd 增加 4，于是就可以比之前多发 4 个，所以这一次能够发送 8 个。可以看出慢启动算法，发包的个数是指数性的增长。有一个叫慢启动门限ssthresh（slow start threshold）状态变量。前面说道，当拥塞窗口 cwnd 「超过」慢启动门限 ssthresh 就会进入拥塞避免算法。一般来说 ssthresh 的大小是 65535 字节。那么进入拥塞避免算法后，它的规则是：每当收到一个 ACK 时，cwnd 增加 1/cwnd。接上前面的慢启动的栗子，现假定 ssthresh 为 8：当 8 个 ACK 应答确认到来时，每个确认增加 1/8，8 个 ACK 确认 cwnd 一共增加 1，于是这一次能够发送 9 个 MSS 大小的数据，变成了线性增长。所以，我们可以发现，拥塞避免算法就是将原本慢启动算法的指数增长变成了线性增长，还是增长阶段，但是增长速度缓慢了一些。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」。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：发生超时重传的拥塞发生算法当发生了「超时重传」，则就会使用拥塞发生算法。这个时候，ssthresh 和 cwnd 的值会发生变化：还有更好的方式，前面我们讲过「快速重传算法」。当接收方发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的 ACK，于是发送端就会快速地重传，不必等待超时再重传。TCP 认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分，则ssthresh和cwnd变化如下：快速重传和快速恢复算法一般同时使用，快速恢复算法是认为，你还能收到 3 个重复 ACK 说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像 RTO 超时那么强烈。正如前面所说，进入快速恢复之前，cwnd 和 ssthresh 已被更新了：