tcp连接请求(tcp连接请求是在调用connect)

在 HTTP/1.0 中，一个服务器在发送完一个 HTTP 响应后，会断开 TCP 链接。但是这样每次请求都会重新建立和断开 TCP 连接，代价过大。所以虽然标准中没有设定，某些服务器对 Connection: keep-alive 的 Header 进行了支持。意思是说，完成这个 HTTP 请求之后，不要断开 HTTP 请求使用的 TCP 连接。这样的好处是连接可以被重新使用，之后发送 HTTP 请求的时候不需要重新建立 TCP 连接，以及如果维持连接，那么 SSL 的开销也可以避免久连接：既然维持 TCP 连接好处这么多，HTTP/1.1 就把 Connection 头写进标准，并且默认开启持久连接，除非请求中写明 Connection: close，那么浏览器和服务器之间是会维持一段时间的 TCP 连接，不会一个请求结束就断掉。默认情况下建立 TCP 连接不会断开，只有在请求报头中声明 Connection: close 才会在请求完成后关闭连接。如果维持连接，一个 TCP 连接是可以发送多个 HTTP 请求的。
因为可以。包容更多的可能性。
了解了第一个问题之后，其实这个问题已经有了答案，如果维持连接，一个 TCP 连接是可以发送多个 HTTP 请求的
因为技术在很快的进步啊。
因为一个TCP可以同时处理很多信息。

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 TCP的三次握手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。TCP三次握手的过程如下：客户端发送SYN（SEQ=x）报文给服务器端，进入SYN_SEND状态。服务器端收到SYN报文，回应一个SYN （SEQ=y）ACK(ACK=x+1）报文，进入SYN_RECV状态。客户端收到服务器端的SYN报文，回应一个ACK(ACK=y+1）报文，进入Established状态。 三次握手完成，TCP客户端和服务器端成功地建立连接，可以开始传输数据了。
首先纠正你一点。。不是连接方式。。是数据的交换方式。。 TCP属于分组交换方式。。
TCP/IP(Transmission Control Protocol/Internet Protocol) 即传输控制协议/网间协议,是一个工业标准的协议集,它是为广域网(WANs)设计的。它是由ARPANET网的研究机构发展起来的。 有时我们将TCP/IP描述为互联网协议集"Internet Protocol Suite",TCP和IP是其中的两个协议(后面将会介绍)。由于TCP和IP是大家熟悉的协议,以至于用TCP/IP或IP/TCP这个词代替了整个协议集。这尽管有点奇怪,但没有必要去争论这个习惯。例如,有时我们讨论NFS 是基于TCP/IP时,尽管它根本没用到TCP(只用到IP,和另一种交互式 协议UDP而不是TCP)。Internet是网络的集合,包括ARPANET、NSFNET、分布在各地的局域网、以及其它类型的网络,如(DDN,Defense Data Network美国国防数据网络),这些统称为Internet。所有这些大大小小的网络互联在一起。(因为大多数网络基本协议是由DDN组织开发的,所以以前有时DDN与Internet在某种意义上具有相同的含义)。网络上的用户可以互相传送信息,除一些有授权限制和安全考虑外。一般的讲,互联网协议文档案是Internet委员会自己采纳的基本标准。 TCP/IP标准与其说由委员会指定,倒不如说由"舆论"来开发的。 任何人都可以提供一个文档,以RFC(Request for Comment需求注释) 方式公布。TCP/IP的标准在一系列称为RFC的文档中公布。文档由技术专家、特别工作组、或RFC编辑修订。公布一个文档时,该文档被赋予一个RFC量,如RFC959说明FTP、RFC793说明TCP、RFC791说明IP等。 最初的RFC一直保留而从来不会被更新,如果修改了该文档,则该文档又以一个新号码公布。因此,重要的是要确认你拥有了关于某个专题的最新RFC文档。文后会列出主要的RFC文档号。不管怎样,TCP/IP是一个协议集。为应用提供一些"低级"功能,这些包括IP、TCP、UDP。其它是执行特定任务的应用协议,如计算机间传送文件、发送电子邮件、或找出谁注册到另外一台计算机。因此, 最重要的"商业"TCP/IP服务有:* 文件传送File Transfer。文件传送协议FTP(File Transfer Protocol)允许用户从一台计算机到另一台取得文件,或发送文件到另外一台计算机。从安全性方面考虑,需要用户指定一个使用其它计算机的用户名和口令。它不同与NFS(Network File System)和Netbios协议。一旦你要访问另一台 系统中的文件,任何时刻都要运行FTP。而且你只能拷贝文件到自己的机器中去来使用它。(RFC 959中关于FTP的说明)* 远程登录Remote login网络终端协议TELNET允许用户登录到网络上任一计算机上。你可启动一个远程进程连接到指定的计算机,直到进程结束,期间你所键入的内容被送到所指定的计算机。值得注意的是,这时你实际上是与你的计算机进行对话。TELENET程序使得你的计算机在整个过程中不见了,所敲的每一个字符直接送到所登录的计算机系统。一般的说,这种远程连接是通过类式拨号连接的,也就是,拨通后,远程系统提示你输入注册名和口令,退出远程系统,TELNET程序也就退出,你又与自己的计算机对话了。微电脑中的TELNET工具一般含有一个终端仿真程序。* 计算机邮件Mail允许你发送消息给其它计算机的用户。通常,人们趋向于使用指定的一台或两台计算机。计算机邮件系统只需你简单地往另一用户的邮件文件中添加信息,但随之产生问题,使用的微电脑的环境不同,还有重要的是宏(MICRO)不适合于接受计算机邮件。为了发送电子邮件,邮件软件希望连接到目的计算机,如果是微电脑,也许它已关机,或者正在运行另一个应用程序呢?出于这种原因,通常由一个较大的系统来处理这些邮件,也就是一个一直运行着的邮件服务器。邮件软件成为用户从邮件服务器取回邮件的一个界面。任何一个的TCP/IP工具提供上述这些服务。这些传统的应用功能在基于TCP/IP的网络中一直扮演非常重要的角色。目前情况有点变化,这些功能使用也发生变化,如老系统的改造,计算机的发展等,出现了各种安装版本,如:微电脑、工作站、小型机、和巨型机等。这些计算机好象在一起完成指定的任务,尽管有时看来像是只用到某个指定 的计算机,但它是通过网络得到其它计算机系统的服务。服务器Server是为网络上其它提供指定服务的系统,客户Client是得到这种服务的另外计算机系统。(值得注意的是,服务/客户机不一定是不同的计算机,有可能是同一计算机中的不同运行程序)。以下是几种目前计算机上典型的一些服务,这些服务可在TCP/IP网络上调用。* 网络文件系统(NFS)这种访问另一计算机的文件的方法非常接近于流行的FTP。网络文件系统提供磁盘或设备服务,而无需特定的网络实用程序来访问另一系统的文件。可以简单地认为它是一个外加的磁盘驱动器。这种额外"虚拟"磁盘驱动器就是其它计算机系统的磁盘。这非常有用。你只需加大几台计算机的磁盘容量,就可使网络上其他用户访问它,且不说所带来的经济效益,它还能够让几台工作的计算机共享相同的文件。它也使得系统维护和备份易如反掌,因为再不必为大量的不同机器上 的文件的升级和备份而担心。* 远程打印(Remote printing)允许你使用其它计算机上的打印机,好象这些打印机直接连到你的计算机上。* 远程执行(Remote execution)允许你请求运行在不同计算机上的特殊程序。当你在一个很小的计算机上运行一个需要大机系统资源的程序时,这时候远程执行非常有用。* 名字服务器(Name servers)在一个大的系统安装过程中,需要用到大量的各种名字,包括用户名、口令,姓名、网络地址、帐号等,管理这些是非常令人乏味的。因此将这些数据形成数据库,放到一个小系统中去,其它系统通过网络来访问这些数据。* 终端服务器(Terminal servers)很多的终端连接安装不再直接将终端连到计算机,取而代之的是,将他们连接到终端服务器上。终端服务器是一个小的计算机,它只需知道怎样运行TELNET(或其它一些完成远程登录的协议)。如果你的终端想连上去,只用键入要连的计算机名就可。通常有可能同时有几个这种连接,这时终端服务器采用快速开关技术来切换。 上述所描述的一些协议是由Berkeley, Sun,或其它组织定义的。因此,它们不是互联网协议集(Internet Protocol Suite)的一部分, 只是使用到TCP/IP的工具,如同一般的TCP/IP 应用协议。因为协议的定义不一致,并且商业支持的TCP/IP工具广泛应用,也许会把这些协议作为互联协议集中的一部分。上述列出的只是基于TCP/IP部分服务的一些简单例子,但包含了一些"主要"的应用。

计算机网络七层模型中，传输层有两个重要的协议：（1）用户数据报协议UDP (User Datagram Protocol)（2）传输控制协议TCP (Transmission Control Protocol)UDP 在传送数据之前不需要先建立连接。远地主机的运输层在收到UDP 报文后，不需要给出任何确认。虽然UDP 不提供可靠交付，但在某些情况下UDP 却是一种最有效的工作方式。TCP 则提供面向连接的服务。在传送数据之前必须先建立连接，数据传送结束后要释放连接。TCP 不提供广播或多播服务。由于TCP 要提供可靠的、面向连接的运输服务，因此不可避免地增加了许多的开销，如确认、流量控制、计时器以及连接管理等。UDP 的主要特点是：首部手段很简单，只有8 个字节，由四个字段组成，每个字段的长度都是两个字节。前面已经讲过，每条TCP 连接有两个端点，TCP 连接的端点叫做套接字（socket）或插口。套接字格式如下：套接宁socket= (IP 地址：端口号’）每一条TCP 连接唯一地被通信两端的两个端点（即两个套接宇）所确定。即：TCP 连接＝ {socket1, socket2} = {(IP1: port1), (IP2: port2)}3次握手链接4次握手释放链接断开连接请求可以由客户端发出，也可以由服务器端发出，在这里我们称A端向B端请求断开连接。各个状态节点解释如下：下面为了讨论问题的万便，我们仅考虑A发送数据而B 接收数据并发送确认。因此A 叫做发送方，而B 叫做接收方。“停止等待”就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方的确认。在收到确认后再发送下一个分组。使用上述的确认和重传机制，我们就可以在不可靠的传输网络上实现可靠的通信。像上述的这种可靠传输协议常称为自动重传请求ARQ (Automatic Repeat reQuest）。意思是重传的请求是自动进行的。接收方不需要请求发送方重传某个出错的分组。滑动窗口协议比较复杂，是TCP 协议的精髓所在。这里先给出连续ARQ 协议最基本的概念，但不涉提到许多细节问题。详细的滑动窗口协议将在后面讨论。下图表示发送方维持的发送窗口，它的意义是：位于发送窗口内的5 个分组都可连续发送出去，而不需要等待对方的确认。这样，信道利用率就提高了。连续ARQ 协议规定，发送方每收到一个确认，就把发送窗口向前滑动一个分组的位置。接收方一般都是采用累积确认的方式。这就是说，接收方不必对收到的分组逐个发送确认，而是可以在收到几个分组后，对按序到达的最后一个分组发送确认，这样就表示：到这个分组为止的所有分组都己正确收到了。累积确认的优点是容易实现，即使确认丢失也不必重传。但缺点是不能向发送方反映出接收方己经正确收到的所有分组的信息。例如，如果发送方发送了前5 个分组，而中间的第3 个分组丢失了。这时接收方只能对前两个分组发出确认。发送方无法知道后面三个分组的下落，而只好把后面的三个分组都再重传一次。这就叫做Go-back-N （回退N ），表示需要再退回来重传己发送过的N 个分组。可见当通信线路质量不好时，连续ARQ 协议会带来负面的影响。TCP 的滑动窗口是以字节为单位的。现假定A 收到了B 发来的确认报文段，其中窗口是20 （字节），而确认号是31 （这表明B 期望收到的下一个序号是31 ，而序号30 为止的数据己经收到了）。根据这两个数据， A 就构造出自己的发送窗口，其位置如图所示。发送窗口表示：在没有收到B 的确认的情况下， A可以连续把窗口内的数据都发送出去。凡是己经发送过的数据，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。发送窗口后沿的后面部分表示己发送且己收到了确认。这些数据显然不需要再保留了。而发送窗口前沿的前面部分表示不允许发送的，因为接收方都没有为这部分数据保留临时存放的缓存空间。现在假定A 发送了序号为31 ～ 41 的数据。这时发送窗口位置并未改变，但发送窗口内靠后面有11个字节（灰色小方框表示）表示己发送但未收到确认。而发送窗口内靠前面的9 个字节（ 42 ～ 50 ）是允许发送但尚未发送的。】再看一下B 的接收窗口。B 的接收窗口大小是20，在接收窗口外面，到30 号为止的数据是已经发送过确认，并且己经交付给主机了。因此在B 可以不再保留这些数据。接收窗口内的序号（31～50）足允许接收的。B 收到了序号为32 和33 的数据，这些数据没有按序到达，因为序号为31 的数据没有收到（也许丢失了，也许滞留在网络中的某处）。请注意， B 只能对按序收到的数据中的最高序号给出确认，因此B 发送的确认报文段中的确认号仍然是31 （即期望收到的序号）。现在假定B 收到了序号为31 的数据，并把序号为31～33的数据交付给主机，然后B删除这些数据。接着把接收窗口向前移动3个序号，同时给A 发送确认，其中窗口值仍为20，但确认号是34，这表明B 已经收到了到序号33 为止的数据。我们注意到，B还收到了序号为37, 38 和40 的数据，但这些都没有按序到达，只能先存在接收窗口。A收到B的确认后，就可以把发送窗口向前滑动3个序号，指针P2 不动。可以看出，现在A 的可用窗口增大了，可发送的序号范围是42～53。整个过程如下图：A 在继续发送完序号42-53的数据后，指针P2向前移动和P3重合。发送窗口内的序号都已用完，但还没有再收到确认。由于A 的发送窗口己满，可用窗口己减小到0，因此必须停止发送。上面已经讲到， TCP 的发送方在规定的时间内没有收到确认就要重传已发送的报文段。这种重传的概念是很简单的，但重传时间的选择却是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，以及收到相应的确认的时间。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RTTs （这又称为平滑的往返时间， S 表示Smoothed 。因为进行的是加权平均，因此得出的结果更加平滑）。每当第一次测量到RTT样本时， RTTs值就取为所测量到的RTT样本值。但以后每测量到一个新的RTT样本，就按下式重新计算一次RTTs:新的RTTs = (1 － α）×（旧的RTTs) ＋ α ×（新的RTT样本）α 越大表示新的RTTs受新的RTT样本的影响越大。推荐的α 值为0.125，用这种方法得出的加权平均往返时间RTTs 就比测量出的RTT值更加平滑。显然，超时计时器设置的超时重传时间RTO (RetransmissionTime-Out）应略大于上面得出的加权平均往返时间RTTs。RFC 2988 建议使用下式计算RTO:RTO = RTTs + 4 × RTTdRTTd是RTT 的偏差的加权平均值，它与RTTs和新的RTT样本之差有关。计算公式如下：新的RTTd= (1- β）×（旧的RTTd) + β × |RTTs－新的RTT样本|发现问题：如图所示，发送出一个报文段。设定的重传时间到了，还没有收到确认。于是重传报文段。经过了一段时间后，收到了确认报文段。现在的问题是：如何判定此确认报文段是对先发送的报文段的确认，还是对后来重传的报文段的确认？若收到的确认是对重传报文段的确认，但却被源主机当成是对原来的报文段的确认，则这样计算出的RTTs 和超时重传时间RTO 就会偏大。若后面再发送的报文段又是经过重传后才收到确认报文段，则按此方法得出的超时重传时间RTO 就越来越长。若收到的确认是对原来的报文段的确认，但被当成是对重传报文段的确认，则由此计算出的RTTs 和RTO 都会偏小。这就必然导致报文段过多地重传。这样就有可能使RTO 越来越短。Kam 提出了一个算法：在计算加权平均RTTs 时，只要报文段重传了就不采用其往返时间样本。这样得出的加权平均RTTs 和RTO 就较准确。新问题：设想出现这样的情况：报文段的时延突然增大了很多。因此在原来得出的重传时间内，不会收到确认报文段。于是就重传报文段。但根据Kam 算法，不考虑重传的报文段的往返时间样本。这样，超时重传时间就无法更新。解决方案：对Kam 算法进行修正，方法是z报文段每重传一次，就把超时重传时间RTO 增大一些。典型的做法是取新的重传时间为2 倍的旧的重传时间。当不再发生报文段的重传时，才根据上面给出的公式计算超时重传时间。流量控制（flow control）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。利用滑动窗口机制可以很方便地在TCP 连接上实现对发送方的流量控制。接收方的主机B 进行了三次流量控制。第一次把窗口减小到rwnd =300，第二次又减到rwnd = 100 ，最后减到rwnd = 0 ，即不允许发送方再发送数据了。这种使发送方暂停发送的状态将持续到主机B 重新发出一个新的窗口值为止。我们还应注意到，B 向A 发送的三个报文段都设置了ACK=1，只有在ACK=1 时确认号字段才有意义。发生死锁：现在我们考虑一种情况。上图中， B 向A 发送了零窗口的报文段后不久， B 的接收缓存又有了一些存储空间。于是B 向A 发送了rwnd = 400 的报文段。然而这个报文段在传送过程中丢失了。A 一直等待收到B 发送的非零窗口的通知，而B 也一直等待A 发送的数据。如果没有其他措施，这种互相等待的死锁局面将一直延续下去。解决方案：TCP 为每一个连接设有一个持续计时器（persistence timer）。只要TCP 连接的一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。若持续计时器设置的时间到期，就发送一个零窗口探测报文段（仅携带1 宇节的数据），而对方就在确认这个探测报文段时给出了现在的窗口值。1 TCP连接时是三次握手，那么两次握手可行吗？在《计算机网络》中是这样解释的：已失效的连接请求报文段”的产生在这样一种情况下：client发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某个网络结点长时间的滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达server。本来这是一个早已失效的报文段。但server收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是client再次发出的一个新的连接请求。于是就向client发出确认报文段，同意建立连接。假设不采用“三次握手”，那么只要server发出确认，新的连接就建立了。由于现在client并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬server的确认，也不会向server发送ACK包。这样就会白白浪费资源。而经过三次握手，客户端和服务器都有应有答，这样可以确保TCP正确连接。2 为什么TCP连接是三次，挥手确是四次？在TCP连接中，服务器端的SYN和ACK向客户端发送是一次性发送的，而在断开连接的过程中，B端向A端发送的ACK和FIN是是分两次发送的。因为在B端接收到A端的FIN后，B端可能还有数据要传输，所以先发送ACK，等B端处理完自己的事情后就可以发送FIN断开连接了。3 为什么在第四次挥手后会有2个MSL的延时？MSL是Maximum Segment Lifetime，最大报文段生存时间，2个MSL是报文段发送和接收的最长时间。假定网络不可靠，那么第四次发送的ACK可能丢失，即B端无法收到这个ACK，如果B端收不到这个确认ACK，B端会定时向A端重复发送FIN，直到B端收到A的确认ACK。所以这个2MSL就是用来处理这个可能丢失的ACK的。1 文件传送协议文件传送协议FTP (File Transfer Protocol) [RFC 959］是因特网上使用得最广泛的文件传送协议，底层采用TCP协议。盯P 使用客户服务器方式。一个FTP 服务器进程可同时为多个客户进程提供服务。FTP的服务器进程由两大部分组成：一个主进程，负责接受新的请求：另外有若干个从属进程，负责处理单个请求。在进行文件传输时，客户和服务器之间要建立两个并行的TCP 连接：“控制连接”（21端口）和“数据连接”（22端口）。控制连接在整个会话期间一直保持打开， FTP 客户所发出的传送请求，通过控制连接发送给服务器端的控制进程，但控制连接并不用来传送文件。实际用于传输文件的是“数据连接”。服务器端的控制进程在接收到FTP 客户发送来的文件传输请求后就创建“数据传送进程”和“数据连接”，用来连接客户端和服务器端的数据传送进程。2 简单文件传送协议TFTPTCP/IP 协议族中还有一个简单文件传送协议TFfP (Trivial File Transfer Protocol），它是一个很小且易于实现的文件传送协议，端口号69。TFfP 也使用客户服务器方式，但它使用UDP 数据报，因此TFfP 需要有自己的差错改正措施。TFfP 只支持文件传输而不支持交耳。3 TELNETTELNET 是一个简单的远程终端协议，底层采用TCP协议。TELNET 也使用客户服务器方式。在本地系统运行TELNET 客户进程，而在远地主机则运行TELNET 服务器进程，占用端口23。4 邮件传输协议一个电子邮件系统应具如图所示的三个主要组成构件，这就是用户代理、邮件服务器，以及邮件发送协议（如SMTP ）和邮件读取协议（如POP3)， POP3 是邮局协议（Post Office Protocol）的版本3 。SMTP 和POP3 （或IMAP ）都是在TCP 连接的上面传送邮件，使用TCP 的目的是为了使邮件的传送成为可靠的。

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；

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)