tcp协议是可靠还是不可靠(tcp是面向连接的不可靠的传输协议)

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

TCP在不可靠的IP上面实现了一些防错机制，如超时重传、双方确认等，这样使用TCP的上层协议不必考虑数据是否可靠，在TCP的实现上已经帮助解决了这个问题 而UDP本身是不可靠的，他不需要双方确认数据是否传输成功，但基于UDP的上层协议也可以是可靠的，但需要上层协议来实现这种可靠性，所以UDP本身不可靠

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

为什么TCP协议是可靠的？TCP协议是怎么保证数据的可靠的？答：能够保证TCP协议可靠的算法有检验和，连接管理机制，ACK应答机制，快速重传和超时重传机制，滑动窗口机制，拥塞控制机制，这些机制共同保证TCP协议的可靠性。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。计算方法为：在发送方将整个报文段分为多个16位的段，然后将所有段进行反码相加，将结果存放在检验和字段中，接收方用相同的方法进行计算，如最终结果为检验字段所有位是全1则正确（UDP中为0是正确），否则存在错误。可以保证接收方能判断当前报文是否属于自己要接受的报文，如果为0，那就是，不为0，则不是，丢弃此报文。抽象些来说就像是取快递，你的电话姓名和快递上的信息一致，你才能确定这是你的快递，才会去取，不会错拿别人的快递。序列号：TCP 对每个报文进行编号，这些编号就是序列号。而序列号有多种作用a：保证可靠性，当接收到的数据失序时，就能立马知道b：去除重复的报文，数据传输过程中的确认应答，重发控制，重复控制等功能都要依靠序列号来实先。c：提高效率，可以实现多次发送，一次确认。ACK应答机制：发送的每一条消息，都需要对方发送一条消息来回复消息是否被收到。主要实现是TCP的首部来控制，当ACK =1 时ack才有效，ack等于期望下一个传输过来的序号，也就是上一次接收消息的序号+1。这样就可以保证消息能被确认接收。（三次握手和四次挥手都在用这个机制）连接管理机制：三次握手建立连接与四次挥手断开连接，保证了TCP的全双工工作。快重传和超时重传：保证了数据能够不丢失的传输数据。（注意：超时重传机制和快重传机制，同时存在。谁先检验到报文失序，谁就生效。）滑动窗口：滑动窗口既提高了报文传输的效率，也避免了发送方发送过多的数据而导致接收方无法正常处理的异常。数据的发送方和接收方都有滑动窗口，对于发送方来说，窗口内就是可以发送的报文，当窗口的前沿紧挨的报文发送并且确认时，窗口向后移动。而窗口的后沿可以向前移动，当接收方处理不了那么多的报文时，就会发送消息告诉发送方，此时滑动窗口就需要缩小，所以后沿前移。但是TCP非常不建议窗口后沿前移。说到滑动窗口，就不得不梳理一下消息发送的过程中的缓存机制:发送方和接收方的滑动窗口工作流程：伴随着效率的提升，也会有问题产生，如果消息没被确认怎么办如图所示，假如31，32，33，34，报文发送了，32，33，34都被确认了，31没被确认怎么办呢？这时就重新发送31，并且31之后的数据报全部重新发送。在图中我们还会发现窗口的前沿和后沿会移动，窗口前沿和后沿都向后移动，意味着前沿紧挨的报文发送并被确认，而后沿的前移意味着，接收端处理那么多消息，请缩小窗口的大小。所以解决了发送的数据过多，导致接收端无法正常接收的异常。拥塞控制：拥塞控制使得宏观网络中的资源能够合理的应用。实现的算法有四个，慢开始，拥塞避免，快速回复，和快速重传.1.慢开始指一开始发送报文时，不清楚网络中的情况，试探性的发送1cwnd(拥塞窗口)的数据量。2.如果没有到ssthresh(慢开始门限值)，则以指数形式增长，一直到门限值；3.当到达门限值时，此时采用拥塞避免算法让拥塞窗口缓慢增长，即每经过一个RTT（往返时间）就把发送方的拥塞窗口+1，不能是指数性增长了，一直到发生网络拥塞为止。4.当发生网络拥塞时，把ssthresh的值设置为出现拥塞时发送窗口大小的一半，然后把拥塞窗口设置为1，再次执行慢开始算法。5.在发送方知道只是丢失了个别的报文段时，采用快恢复算法，将门限值设置成拥塞窗口大小的一半，并将拥塞窗口设置为当前门限值，并执行拥塞避免算法。6.当发送方一连收到3个对同一个报文段的重复确认时，采用快速重传算法，立即进行重传，这样就不会出现超时，可以使整个网络的吞吐量提高约20%。

TCP必须有管道才连接。一定要connect上之后才会send，而UDP不关心你收不收就是send而已。 TCP连接就是电话，你必须要有对方的号码，这个就是ip加端口，你们之间必须有电话线，这就是管道，TCP连接的原理就是通过在一个管道上合对方进行通信。另外对比一下，UDP就不是面向对象了，比如你在外面听到的大喇叭放广播，他也是传递数据，但是他不关心你是不是一定能听到，如果你在室内或者距离远了，之间是没有这样一个声音传递的通道，或者说是保证声音传递的通道，这样，数据可能就丢失了。以上说明是面向连接的。 另外TCP对于传递错误的数据，会进行重传，打个比方就是发多封快递，TCP会标注，如果发送失败会返回寄送处，UDP会标注，查无此人就随邮递员处理，扔掉就行。TCP每次发送数据都会查看发送数据的响应响应消息，如果有失败的，会重新传递这个报文，这点说明他是可靠的