tcp协议代码详解(tcp协议抓包分析代码)

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

1、先提出一个问题， 可以不进行三次握手直接往服务端发送数据包吗？是不可以的，也是可以的；1）不可以是因为现在的TCP连接标准和规范要求传输数据前先确认两端的状态，有一端状态不OK的话，发数据包有什么用呢；2）说可以是站在网络连接的角度，像 UDP 协议；2、TCP三次握手1）标志位、随机序列号和确认序列号是在数据包的 TCP 首部里面；2）几个状态是指客户端和服务端连接过程中 socket 状态；3）第一次握手，客户端向服务端发送数据包，该数据包中 SYN 标志位为 1，还有随机生成的序列号c_seq，客户端状态改为 SYN-SENT；4）第二次握手，服务端接收到客户端发过来的数据包中 SYN 标志位为 1，就知道客户端想和自己建立连接，服务端会根据自身的情况决定是拒绝连接，或确定连接，还是丢弃该数据包；拒绝连接，会往客户端发一个数据包，该数据包中 RST 标志位为 1，客户端会报 Connection refused；丢弃客户端的数据包，超过一定时间后客户端会报 Connection timeout；确定连接时会往客户端发一个数据包，该数据包中 ACK 标志位为 1，确认序列号 ack=c_seq+1，SYN 标志位为 1，随机序列号 s_seq，状态由 LISTEN 改为 SYN-RCVD；5）第三次握手，客户端接收到数据包会做校验，校验ACK标志位和确认序列号 ack=c_seq+1，如果确定是服务端的确认数据包，改自己的状态为 ESTABLISHED，并给服务端发确认数据包；6）服务端接到客户端数据包，会校验ACK标志位和确认序列号 ack=s_seq+1，改自己的状态为 ESTABLISHED，之后就可以进行数据传输了；7）建立连接时的数据包是没有实际内容的，没有应用层的数据；8）建立连接之后发起的请求数据包，每个数据包都会封装各层协议的头部信息，标志位ACK为1，其他标志位变动；9）网络进程间的通信，一台服务器内部的进程间通信不用这样；3、TCP 连接三次握手抓包1）Socket 在 linux 系统中是一种特殊的文件，因为 linux 系统的理念就是【一切皆文件】，是系统内核级的功能；2）以上定义比较具体，可以抽象来理解，是一个内核级的用于通信的功能层，包含一组接口函数，这些函数实际就是操作 socket 文件句柄文件描述符；一个 TCP 连接由四要素【源IP、源Port、目标IP、目标Port】唯一标识，也即 socket 由这四要素唯一确定；一个 TCP 连接的建立也就是客户端、服务端创建了相对应的一对 socket，客户端和服务端之间的通信也就是这对 socket 间的通信（物理层面是网卡在发送/接收比特流数据）；3）一个服务与另一个服务建立连接，他们的端口是什么呢？客户端发出请求端口号是随机的，服务端是进程监听的端口号；2、socket 主要函数介绍1、进程通信，一个进程只有一个监听 socket，connect socket 是针对一个客户的一个连接的，有很多个； 2、connect 函数内部在发起请求前会找系统随机一个端口号； 3、连接建立后，客户端发起请求传输数据，服务端会直接交给 connect socket 处理，不会交给监听 socket 处理；4、监听 socket 在处理客户端请求时，如果此时其他客户端发请求过来，监听 socket 是没法处理的，此时系统会维护请求队列由 backlog 参数指定；全连接队列（completed connection queue）半连接队列（incomplete connection queue）Linux 内核 2.2 版本之前，backlog 的大小等于全连接队列和半连接队列之和；Linux 内核 2.2 版本之后，backlog 的大小之和全连接队列有关系：半连接队列大小由 /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog 文件指定，可以开很大；全连接队列大小由 /proc/sys/net/core/somaxconn 文件和 backlog 参数指定，取两个中的最小值；tomcat acceptCount 就是配置全连接队列大小；3、socket 函数在建立连接和数据传输的大概使用情况4、TCP首部结构1）2的16次方等于 65536，所以系统中端口号的限制个数为 65536，一般1024以下端口被系统占用；2）标志位这里是 6 个，还有其他标志位的，只是这 6 个标志位常用；3）seq 序列号，ack 确认序列号，序列号在数据传输时分包用到。三次握手时 seq 序列号是随机的，没有实际意义；4）TCP 包首部后面接着的是 IP 包首部，再紧接着的是以太网包首部，其实都是加 0101010101 二进制位；几个常用标志位，首先一个标志位占一个 bit 位，只能是二进制中的 1 或 0；1）SYN，简写 S，请求标志位，用来建立连接。在TCP三次握手中收到带有该标志位的数据包，表示对方想与己方建立连接；2）ACK，简写【.】，请求确认/应答标志位，用于对对方的请求进行应答，对方收到含该标志位的数据包，会知道己方存在且可用。也会用在连接建立之后，己方发送响应数据给对方的数据包中；3）FIN，简写 F，请求断开标志位，用于断开连接。对方收到己方的含该标志位的数据包，就知道己方想与它断开连接，不再保持连接；4）RST，简写 R，请求复位标志位，因网络或己方服务原因导致有数据包丢失，己方接收到的数据包序列号与上一个数据包的序列号不衔接，那己方会发送含该标志位的数据包告诉对方，对方接收到含该标志位的数据包就知道己方要求它重新三次握手建立连接并重新发送丢失的数据包，一般断点续传会用到该标志位；还有就是如果对方发过来的数据错了，有问题，己方也会发送含该标志位的数据包；5）PSH，简写 P，推送标志位，表示收到数据包后要立即交给应用程序去处理，不应该放在缓存中，read()/write() 都有缓存区；6）URG，简写 U，紧急标志位，该标志位表示 tcp 包首部中的紧急指针域有效，督促中间层尽快处理；7）ECE，在保留位中；8）CWR，在保留位中；5、TCP 抓包1）服务端会根据自身情况，没有要处理的数据时会把第二次和第三次挥手合并成一次挥手，此时标志位 FIN=1 / ACK=1；2）MSL 是 Maximum Segment Lifetime 缩写，指数据包在网络中最大生存时间，RFC 建议是 2分钟；详细描述：1）客户端、服务端都可以主动发起断开连接；2）第一次挥手，客户端向服务端发送含 FIN=1 标志位的数据包，随机序列号 seq=m，此时客户端状态由 ESTABLISHED 变为 FIN_WAIT_1；3）第二次挥手，服务端收到含 FIN=1 标志位的数据包，就知道客户端要断开连接，服务端会向客户端发送含 ACK=1 标志位的应答数据包，确认序列号 ack=m+1，此时服务端状态由 ESTABLISHED 变为 CLOSE_WAIT；4）客户端收到含 ACK=1 标志位的应答数据包，知道服务端的可以断开的意思，此时客户端状态由 FIN_WAIT_1 变为 FIN_WAIT_2；（第一、二次挥手也只是双方交换一下意见而已）5）第三次挥手，服务端处理完剩下的数据后再次向客户端发送含 FIN=1 标志位的数据包，随机序列号 seq=n，告诉客户端现在可以真正的断开连接了，此时服务端状态由 CLOSE_WAIT 变为 LAST_ACK；6）第四次挥手，客户端收到服务端再次发送的含 FIN=1 标志位的数据包，就知道服务端处理好了可以断开连接了，但是客户端为了慎重起见，不会立马关闭连接，而是改状态，且向服务端发送含 ACK=1 标志位的应答数据包，确认序列号 ack=n+1，此时客户端状态由 FIN_WAIT_2 变为 TIME_WAIT；等待 2 个MSL时间还是未收到服务端发过来的数据，则表明服务端已经关闭连接了，客户端也会关闭连接释放资源，此时客户端状态由 TIME_WAIT 变为 CLOSED；也就是说 TIME_WAIT 状态存在时长在 1~4分钟；7）服务端收到含 ACK=1 标志位的应答数据包，知道客户端确认可以断开了，就立即关闭连接释放资源，此时服务端状态由 LAST_ACK 变为 CLOSED；SYN 洪水攻击（SYN Flood）是一种 DoS攻击（拒绝服务攻击），大概原理是伪造大量的TCP请求，服务端收到大量的第一次握手的数据包，且都会发第二次握手数据包去回应，但是因为 IP 是伪造的，一直都不会有第三次握手数据包，导致服务端存在大量的半连接，即 SYN_RCVD 状态的连接，导致半连接队列被塞满，且服务端默认会发 5 个第二次握手数据包，耗费大量 CPU 和内存资源，使得正常的连接请求进不来；

title: TCP 总结date: 2018-03-25 09:40:24tags:categories:-计算机网络我们都知道 TCP 是位于传输层的协议，他还有一个兄弟就是 UDP ，他们两共同构成了传输层。显然他们之间有很大的区别要不然的话在传输层只需要一个就好了。其中最重要的区别就是一个面向连接另外一个不是，这个区别就导致了他们是否能够保证稳定传输，显然不面向连接的 UDP 是没办法保证可靠传输的，他只能靠底层的网络层和链路层来保证。我们都知道网络层采用的是不可靠的 IP 协议。好吧，网络层也保证不了可靠传输，所以 UDP 保证可靠传输只能依靠链路层了。而 TCP 就好说了他不仅仅有底层的链路层的支持，还有自己的面向链接服务来保证可靠传输。当然 TCP也不仅仅就是比 UDP 多了一个可靠传输，前面也说到了这只是他们之间一个重要的区别。其实他的三个重要特性就是它们之间的区别。* 可靠传输* 流量控制* 拥塞控制TCP 主要是 确认重传机制 数据校验 数据合理分片和排序 流量控制 拥塞控制 依靠来完成可靠传输的 , 下面详细介绍这几种保证可靠传输的方式。确认重传，简单来说就是接收方收到报文以后给发送方一个 ACK 回复，说明自己已经收到了发送方发过来的数据。如果发送方等待了一个特定的时间还没有收到接收方的 ACK 他就认为数据包丢了，接收方没有收到就会重发这个数据包。好的，上面的机制还是比较好理解的，但是我们会发现一个问题，那就是如果接收方已经收到了数据然后返回的 ACK 丢失，发送方就会误判导致重发。而此时接收方就会收到冗余的数据，但是接收方怎么能判定这个数据是冗余的还是新的数据呢？这就涉及到了 TCP 的另外一个机制就是采用序号和确认号，也就是每次发送数据的时候这个报文段里面包括了当前报文段的序号和对上面的报文的确认号，这样我们的接收方可以根据自己接受缓存中已经有的数据来确定是否接受到了重复的报文段。这时候如果出现上面所说的 ACK 丢失，导致接受重复的报文段时客户端丢弃这个冗余的报文段。好现在我们大致了解了确认重传机制，但是还有些东西还没有弄清楚，也就是 TCP 真正的实现究竟是怎样的。这就是我们要解决的第一个问题就是如何确认。这里涉及到两种确认方式，分别称为 累计确认（捎带确认）和单停等协议。用一张图来快速理解，就是每发送一次数据，就进行一次确认。等发送方收到了 ACK 才能进行下一次的发送。一样的也是采用的 ACK 机制，但是注意一点的是，并非对于每一个报文段都进行确认，而仅仅对最后一个报文段确认，捎带的确认了上图中的 203 号及以前的报文。总结：从上面可以看到累计确认的效率更加高，首先他的确认包少一些那么也就是在网络中出现的大部分是需要传输的数据，而不是一半的数据一半的 ACK ，然后我们在第二张图中可以看到我们是可以连续发送多个报文段的（究竟一次性能发多少这个取决于发送窗口，而发送窗口又是由接受窗口和拥塞窗口一起来决定的。），一次性发多个数据会提高网络的吞吐量以及效率这个可以证明，比较简单这里不再赘述！结论：显然怎么看都是后者比较有优势，TCP 的实现者自然也是采用的累计确认的方式！上文中的那个特定的时间就是超时时间，为什么有这个值呢? 其实在发送端发送的时候就为数据启动了一个定时器，这个定时器的初始值就是超时时间。超时时间的计算其实有点麻烦，主要是我们很难确定一个确定的值，太长则进行了无意义的等待，太短就会导致冗余的包。TCP 的设计者们设计了一个计算超时时间的公式，这个公式概念比较多，有一点点麻烦，不过没关系我们一点点的来。首先我们自己思考如何设计一个超时时间的计算公式，超时时间一般肯定是和数据的传输时间有关系的，他必然要大于数据的往返时间（数据在发送端接收端往返一趟所用的时间）。好，那么我们就从往返时间下手，可是又有一个问题就是往返时间并不是固定的我们有如何确定这个值呢？自然我们会想到我们可以取一小段时间的往返时间的平均值来代表这一时间点的往返时间，也就是微积分的思想！好了我们找到了往返时间（RTT），接下来的超时时间应该就是往返时间再加上一个数就能得到超时时间了。这个数也应该是动态的，我们就选定为往返时间的波动差值，也就是相邻两个往返时间的差。下面给出我们所预估的超时时间（TimeOut）公式：很好，看到这里其实你已经差不多理解了超时时间的计算方式了，只不过我们这个公式不够完善，但是思路是对的。我们这时候来看看 TCP 的实现者们采用的方式。好的，这就是 TCP 实现的超时时间的方式，但是在实际的应用中并不是一直采用的这种方式。假如说我们现在网络状态非常的差，一直在丢包我们根本没必要这样计算，而是采用直接把原来的超时时间加倍作为新的超时时间。总结：好的现在我们知道了在两种情况下的超时时间的计算方式，正常的情况下我们采用的上面的比较复杂的计算公式，也就是RTT+波动值否则直接加倍上面我们看到在发送方等待一个超时重传时间后会开始重传，但是我们计算的超时重传时间也不定就很准，也就是说我们经常干的一件事就会是等待，而且一般等的时间还挺长。那么可不可以优化一下呢？当然，在 TCP 实现中是做了优化的，也就是这里说到的快速重传机制。他的原理就是在发送方收到三个冗余的 ACK 的时候，就开始重传那个报文段。那么为什么是三个冗余的 ACK 呢？注意三个冗余的 ACK 其实是四个 ACK 。我们先了解一下发送 ACK 策略，这个是RFC 5681 文档规定的。好的，那么现在我们可以看到如果出现了三个冗余的 ACK 他只可能是发生了两次情况三，也就是发送了两个比期望值大的数据。但是注意出现情况三有两种可能，一个是丢包，另外一个是乱序到达。比如说我们现在是数据乱序到达的，我们来看一下。第一种乱序情况另外一种乱序丢包情况结论: 很显然我们可以看到，如果发生了乱序有可能会出现三次冗余 ACK，但是如果发现了丢包必然会有三次冗余 ACK 发生，只是 ACK 数量可能更多但是不会比三次少在我们发现丢包以后我们需要重传，但是我们重传的方式也有两种方式可以选择分别是GBN和SR翻译过来就是拉回重传和选择重传。好其实我们已经能从名字上面看出来他们的作用方式了，拉回重传就是哪个地方没收到那么就从那个地方及以后的数据都重新传输，这个实现起来确实很简单，就是把发送窗口和接受窗口移回去，但是同样的我们发现这个方式不实用干了很多重复的事，效率低。那么选择重传就是你想到的谁丢了，就传谁。不存在做无用功的情况。结论:TCP 实际上使用的是两者的结合，称为选择确认，也就是允许 TCP 接收方有选择的确认失序的报文段，而不是累计确认最后一个正确接受的有序报文段。也就是跳过重传那些已经正确接受的乱序报文段。数据校验，其实这个比较简单就是头部的一个校验，然后进行数据校验的时候计算一遍 checkSum 比对一下。在 UDP 中，UDP 是直接把应用层的数据往对方的端口上 “扔” ，他基本没有任何的处理。所以说他发给网络层的数据如果大于1500字节,也就是大于MTU。这个时候发送方 IP 层就需要分片。把数据报分成若干片，使每一片都小于MTU.而接收方IP层则需要进行数据报的重组。这样就会多做许多事情,而更严重的是 ，由于UDP的特性,当某一片数据传送中丢失时 ， 接收方便无法重组数据报，将导致丢弃整个UDP数据报。而在 TCP 中会按MTU合理分片，也就是在 TCP 中有一个概念叫做最大报文段长度（MSS）它规定了 TCP 的报文段的最大长度，注意这个不包括 TCP 的头，也就是他的典型值就是 1460 个字节（TCP 和 IP 的头各占用了 20 字节）。并且由于 TCP 是有序号和确认号的，接收方会缓存未按序到达的数据，根据序号重新排序报文段后再交给应用层。流量控制一般指的就是在接收方接受报文段的时候，应用层的上层程序可能在忙于做一些其他的事情，没有时间处理缓存中的数据，如果发送方在发送的时候不控制它的速度很有可能导致接受缓存溢出，导致数据丢失。相对的还有一种情况是由于两台主机之间的网络比较拥塞，如果发送方还是以一个比较快的速度发送的话就可能导致大量的丢包，这个时候也需要发送方降低发送的速度。虽然看起来上面的两种情况都是由于可能导致数据丢失而让发送主机降低发送速度，但是一定要把这两种情况分开，因为前者是属于 流量控制而后者是拥塞控制，那将是我们后面需要讨论的事情。不要把这两个概念混了。其实说到流量控制我们就不得不提一下滑动窗口协议，这个是流量控制的基础。由于 TCP 连接是一个全双工的也就是在发送的时候也是可以接受的，所以在发送端和接收端同时维持了发送窗口和接收窗口。这里为了方便讨论我们就按照单方向来讨论。接收方维持一个接受窗口，发送方一个发送窗口。发送的时候要知道接受窗口还有多少空间，也就是发送的数据量不能超过接受窗口的大小，否则就溢出了。而当我们收到一个接收方的 ACK 的时候我们就可以移动接受窗口把那些已经确认的数据滑动到窗口之外，发送窗口同理把确认的移出去。这样一直维持两个窗口大小，当接收方不能在接受数据的时候就把自己的窗口大小调整为 0 发送窗口就不会发送数据了。但是有一个问题，这个时候当接收窗口再调大的时候他不会主动通知发送方，这里采用的是发送方主动询问。还是画个图看的比较直观：拥塞控制一般都是由于网络中的主机发送的数据太多导致的拥塞，一般拥塞的都是一些负载比较高的路由，这时候为了获得更好的数据传输稳定性，我们必须采用拥塞控制，当然也为了减轻路由的负载防止崩溃。这里主要介绍两个拥塞控制的方法，一个是慢开始，另外一个称为快恢复。那么问题来了，为什么需要序号呢？为什么又是三次握手而不是两次？以及什么是 SYN 洪泛攻击？这里需要说明一下的是最后的那个长长的 TIME_WAIT 状态一般是为了客户端能够发出 ACK 一般他的值是 1分钟 或者2分钟好了，今天真的写了不少，主要就是把 TCP 的可靠传输以及连接管理讲清楚了，以及里面的一下细节问题，真的很花时间。然后其他没有涉及到的就是关于 TCP 的头并没有详细的去分析，这个东西其实也不是很难，但是现在篇幅真的已经很大就先这样，头里面的都是固定的不需要太多的理解。

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

让我们来看看这张图首先来了解每个部分的意义其他部分解释在这里：为什么建链接要 3 次握手，断链接需要 4 次挥手？另有一些需要注意的地方：Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle来解决TIME_WAIT的问题是非常非常危险的，因为这两个参数违反了TCP协议（RFC 1122）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，表示第一个 1440 收到了。注意：如果你用 Wireshark 抓包程序看 3 次握手，你会发现 SeqNum 总是为 0，不是这样的，Wireshark 为了显示更友好，使用了 Relative SeqNum ——相对序号，你只要在右键菜单中的 protocol preference 中取消掉就可以看到“Absolute SeqNum”了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。比如：发送端发了 1,2,3,4,5 五个包，接收端收到了 1,2 于是返回 ack 3，然后收到了 4（3 没收到）。此时的 TCP 会怎么办？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。有这样一个简单的办法：不回 ack，死等 3。当发送方发现收不到 3 的 ack 超时后，会重传 3。一旦接收方收到 3 后，会 ack 回 4——意味着 3 和 4 都收到了。但是这样有个非常大的 BUG，不回 ACK 那收到的 4,5 也不告诉发送方，这样发送方很有可能会认为 4,5 也没有到。导致 4,5 的重传于是，TCP引入了一种叫Fast Retransmit的算法，不以时间驱动，而以数据驱动重传。也就是说，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。Fast Retransmit 的好处是不用等 timeout 了再重传。比如说：我收到了 3 没收到 2，返回 ack2我又收到了 4 但还是没收到 2，返回 ack2但是 TMD 我又收到了 5 就是没收到 2，还是返回 ack2这个时候，不用等 timeout 的发送方就知道了 2 怕是掉了。于是会重新发 2。然后我接收到了我就返回 ack6**快速重传只解决了一个问题：不再需要等 timeout 就可以重新传包了。那重传多少呢？我知道 4 丢了，那要不要重传 5,6,7 呢？ **所以就有了另一个更好的办法：Selective Acknowledgment （SACK）。这种方式需要在 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。参看下图：这样，在发送端就可以根据回传的 SACK 知道哪些数据到了，哪些数据没有到。于是就优化了 Fast Retransmit 的算法。当然，这个协议需要两边都支持。在 Linux下，可以通过tcp_sack参数打开这个功能（Linux 2.4后默认打开）。这里还需要注意一个问题——接收方 Reneging，所谓 Reneging 的意思就是接收方有权把已经报给发送端 SACK 里的数据给丢了。这样干是不被鼓励的，因为这个事会把问题复杂化了，但是，接收方这么做可能会有些极端情况，比如要把内存给别的更重要的东西。所以，发送方也不能完全依赖 SACK，还是要依赖 ACK，并维护 Time-Out，如果后续的 ACK 没有增长，那么还是要把 SACK 的东西重传，另外，接收端这边永远不能把 SACK 的包标记为 Ack。注意：SACK 会消费发送方的资源，试想，如果一个攻击者给数据发送方发一堆 SACK 的选项，这会导致发送方开始要重传甚至遍历已经发出的数据，这会消耗很多发送端的资源。详细的东西请参看《 TCP SACK的性能权衡 》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。D-SACK 使用了 SACK 的第一个段来做标志下面的示例中，丢了两个 ACK，所以，发送端重传了第一个数据包（3000-3499），于是接收端发现重复收到，于是回了一个SACK=3000-3500，因为 ACK 都到了 4000 意味着收到了 4000 之前的所有数据，所以这个 SACK 就是 D-SACK——旨在告诉发送端我收到了重复的数据，而且我们的发送端还知道，数据包没有丢，丢的是 ACK 包。下面的示例中，网络包（1000-1499）被网络给延误了，导致发送方没有收到 ACK，而后面到达的三个包触发了“Fast Retransmit算法”，所以重传，但重传时，被延误的包又到了，所以，回了一个SACK=1000-1500，因为 ACK 已到了3000，所以，这个 SACK 是D-SACK——标识收到了重复的包。这个案例下，发送端知道之前因为“Fast Retransmit算法”触发的重传不是因为发出去的包丢了，也不是因为回应的 ACK 包丢了，而是因为网络延时了。可见，引入了D-SACK，有这么几个好处：知道这些东西可以很好得帮助TCP了解网络情况，从而可以更好的做网络上的流控。Linux 下的 tcp_dsack 参数用于开启这个功能（Linux 2.4后默认打开）陈皓大神讲的真的非常非常好，我仔仔细细把这篇文章过了一遍。