tcp传输的可靠是因为(Tcp怎么实现可靠传输)

在计算机网络的经典五层协议中，TCP属于运输层，实现了进程间的通信，保证了数据的可靠传输，属于计算机网络协议族中最重要的协议之一，那么TCP是如何实现可靠数据传输的呢？运输层的进程间通信是通过socket实现的，socket是一个抽象的概念，在Linux系统中以文件的形式存在。网络层通过IP来区分主机，运输层则增加了端口的概念来区分进程。TCP协议中使用目标IP、目标端口、源IP、源端口来定义一个socket，只需要在运输层的报文头部附加上这些信息，目标主机就会知道数据要发送那个socket，对应监听该socket的进程就可以收到数据进行处理。TCP报文包括首部和数据部分，首部附加了TCP报文的信息，首部长度固定部分为20字节，还有40字节的可选部分，具体如下图所示：其中几个关键字段的作用如下：网络层只管尽可能将数据从一个主机发送到另一个主机，并不保证数据可靠到达，由于网络环境总是不稳定的，可能存在丢包、差错等请求，TCP则通过一系列的机制在运输层保证了数据的可靠传输。网络传输可能发生的异常情况和解决方法：要实现可靠传输，最简单的方法就是发送方发送一个报文，接收方收到报文后发送确认报文表示我收到了，你可以发下一个了，传输模型如下：这种方式保证可靠传输称为停止等待协议，这种方式缺点也很明显，效率非常低。为了提高传输效率，充分利用带宽，发送方会连续的发送数据包，如下图所示：客户端不等收到前一个包的确认报文就开始不断的发下一个包，这样可以充分利用网络带宽，提高传输效率，但是于此同时也带来了另外的问题，那么TCP是如何解决这些问题的？累计确认：网络中充斥着大量的发送包和确认回复报文，这些数据只是为了确认报文到达，并不是实际需要传输的数据。是不是一定要每一个报文都要发一个回复确认的报文呢，TCP采用了累计确认的方法：接收方在累计收到了一定量的数据包后发送一个确认报文告诉发送方在此之前的数据包都已经收到了，这样便可以减少确认报文的数量，提高带宽利用率。GBN（回退n步）：如果发生丢包的情况，在连续ARQ中，如果接受方收到了123 567个字节，编号为4字节的包丢失了，按照累计确认只能发送3的确认回复，567都要丢掉，因为发送发会进行重传。选择确认ACK：在TCP报文头部的选项字段部分设置已收到的报文，每一段用两个边界来确定，比如上述情况可以用[1,3]和[5,7]来表示，客户端就会根据选项只重传丢失的数据段。因为接收方读数据的能力有限，发送发不能一直发送报文直到把缓冲区所有数据发送完，这样会导致接收方无法接收丢弃掉数据包，发送方收不到确认认为超时又会继续重传，产生了大量无用数据的重传。对此情况TCP使用滑动窗口来解决，基本模型如下：滑动窗口机制实现了TCP的流量控制，不至于发送太快导致太多的数据丢弃和重传。为了避免网络过分拥挤导致丢包严重，传输效率低，TCP实现了拥塞控制机制，拥塞控制的解决办法本质上是流量控制，控制发送方发送的速度，而上文提到流量控制是通过滑动窗口来实现的，所以最终也是通过调整发送方的滑动窗口大小来实现的。拥塞控制的几个重要的概念：慢启动、拥塞避免、快恢复、快重传Reno算法是比较常见的TCP实现的拥塞控制算法，其他拥塞算法还有Tahoe（已废弃不用）、New Reno等，通过拥塞控制算法可以很大程度避免网络拥挤。【书籍】计算机网络：自顶向下方法【码农有道】 这一篇TCP总结请收下

TCP传输的可靠是由于使用了序号和确认号
其实传输这个东西确实是很靠谱的，因为他速度快，一般人是看不到的，都是看不到的东西，别人想在这里搞鬼是不可能的，所以说他保障性是非常强的

TCP/IP协议 TCP/IP（Transmission Control Protocol/Internet Protocol的简写，中文译名为传输控制协议/互联网络协议）协议是Internet最基本的协议，简单地说，就是由网络层的IP协议和传输层的TCP协议组成的。 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。1974年12月，卡恩、瑟夫的第一份TCP协议详细说明正式发表。当时美国国防部与三个科学家小组签定了完成TCP/IP的协议，结果由瑟夫领衔的小组捷足先登，首先制定出了通过详细定义的TCP/IP协议标准。当时作了一个试验，将信息包通过点对点的卫星网络，再通过陆地电缆，再通过卫星网络，再由地面传输，贯串欧洲和美国，经过各种电脑系统，全程9.4万公里竟然没有丢失一个数据位，远距离的可靠数据传输证明了TCP/IP协议的成功。

TCP的可靠传输是基于连续ARQ协议的，ARQ协议中有两个重要的概念：滑动窗口和累计确认。但是我认为TCP能实现可靠传输不仅仅是靠连续ARQ协议，还依靠了：1.通过三次握手、四次挥手来保证信道的可连接性 ；2.采用停止等待协议、连续ARQ协议（自动重传）来保证数据的正确性；3.序列号和确认应答号保证了数据的有序性，4.校验和：如果收到字节的检验和有差错，TCP 将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段。TCP通过三次握手来确定这是一个可靠的连接，三次握手的目的是为了确定客户端和服务端都有正常的【收发】能力，即客户端可以发送和接收消息，服务器也可以发送和接收消息。那么如果只有两次握手，则【客户端】的【接收】能力并没有得到确认，不能确定这是一个可靠的连接。同时，为了实现可靠数据传输， TCP 协议的通信双方， 都必须维护一个序列号， 以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的。 三次握手的过程即是通信双方相互告知序列号起始值， 并确认对方已经收到了序列号起始值的必经步骤，如果只是两次握手， 至多只有连接发起方的起始序列号能被确认， 另一方选择的序列号则得不到确认。这三个协议的目的，都是为了保证了客户端和服务器的数据，能确保传送到对面。如果数据在中途丢失或者延迟，则需要重新发送，一直到对面接收到为止。A每发送完一个报文M，就等候B对其确认；如果没收到确认，则不能继续发送，收到确认后再继续发送。缺点是一个个字节发送效率太低。数组分组在传输过程中发生错误时有两种情况：在这两种情况下，接收方都不会发送任何信息。发送方在一定时间内没有收到确认，就认为分组丢失，然后重传该数据分组，这就叫超时重传。停止等待ARQ协议就是通过这种确认和重传的机制，在不可靠的网络上实现可靠通信。显然，每次只发送一个报文然后等待确认效率太低。连续 ARQ 协议可提高信道利用率。发送方维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可以连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累计确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组为止的所有分组都已经正确收到了。如果中间发生丢失包的情况，A需要回退到确认的报文重新发送。A的发送窗口大小是根据B接受窗口设置的。也就是说A发送的报文速度不能超过B处理报文的速度。TCP中对于超时重传时间的选择是根据平均往返时间RTT来计算的。也就是说，如果A超过一个报文平均往返时间没有收到确认，就会重新发送报文。选择重传ARQ协议是指在接收方收到未按序排列的数据流时，通知发送方重传缺失的数据，而不是重传全部数据。TCP数据段首部中添加选择确认选项SACK可以实现该目的。如图所示，假设上述分组都在发送窗口中，收到三个不连续的分组。三个分组的边界分别为：[4000,5001]、[6000,7001]、[8000,9001]。在建立TCP连接时，连接双方先商定好，在首部选项中加入“允许SACK”的选项。在之后的TCP报文段中增加SACk选项，以便接收方向发送方报告不连续的字节块的边界。因为序号是32位，因此指明一个边界需要4个字节，说明一个字节块的边界需要8个字节。另外需要一个字节指明是SACK选项，一个字节指明这个选项的大小。TCP报文段首部选项最大为40个字节，因此最多指明4个字节块的边界信息。TCP标准并未指明发送方应该如何响应SACK，因此大多数实现还是重传所有未被确认的数据分组。利用滑动窗口机制可以实现对发送方的流量控制。在TCP连接建立时，接收方会在确认报文段中给出自己接收窗口的大小。在每次发送确认报文时能够根据情况动态调整接收窗口的大小，并将告知发送方。如下图所示：发送方发送序号从1开始的100字节的数据，接收方在确认报文中声明自身的接收窗口大小为300字节。之后发送方发送300字节数据，接收方在确认报文中声明自身接收窗口大小调整为50字节。发送方再发送50字节数据之后，收到接收方传来的确认报文，在该报文中声明接收窗口为0。在接收方接收窗口为0时，发送方不再发送数据，直到接收方发送确认报文表明窗口大小发生改变。可是这个确认报文不一定能够被发送方接收到，如果一旦该确认报文丢失，双方都将处于等待中，形成死锁。为防止这种情况出现，TCP规定在收到对方接受窗口为0时，启动一个坚持定时器周期性的发送探测报文，以确定对方接收窗口为0的状态是否改变。另外，TCP标准规定：接收方接收窗口为0时，不再接收正常数据，但是可以接收零窗口探测报文段、确认报文段、携带紧急数据的报文段。当主机开始发送数据时，如果立即将较大的发送窗口的全部数据注入网路中，那么由于不清楚网络的情况，有可能引起拥塞。比较好的方式是试探一下，即从小到大逐渐增大发送端的拥塞控制窗口数值。cwnd以指数增长的形式增长。接收方收到M1之后发送对M1的确认报文，M2报文丢失，之后接收方收到M3、M4、M5时每次都发送对M1报文的重复确认。快重传算法规定当收到三次重复确认后，发送方就认为M2报文段丢失，立即重传M2报文段。

[TOC] 1. TCP可靠性的保证机制总结2. 网络基础：TCP协议-如何保证传输可靠性3. TCP协议的流量控制和拥塞控制4. TCP 的那些事儿（下）5. TCP拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复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中也是全为1则正确），否则存在错误。TCP将每个数据包都进行了编号，这就是序列号。序列号的作用：a、保证可靠性（当接收到的数据总少了某个序号的数据时，能马上知道）b、保证数据的按序到达c、提高效率，可实现多次发送，一次确认d、去除重复数据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。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闹钟，到点了还没有收到应答则进行重传）。一种情况是发送包丢失了，其基本过程如下：另一种情况是ACK 丢失，过程如下：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，前面提到的序列号就起作用了。重传时间的确定：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2 500ms后再进行重传，如果仍然得不到应答就等待4 500ms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。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。接收端处理数据的速度是有限的，如果发送方发送数据的速度过快，导致接收端的缓冲区满，而发送方继续发送，就会造成丢包，继而引起丢包重传等一系列连锁反应。因此TCP支持根据接收端的处理能力，来决定发送端的发送速度，这个机制叫做流量控制。在TCP报文段首部中有一个16位窗口长度，当接收端接收到发送方的数据后，在应答报文ACK中就将自身缓冲区的剩余大小，放入16窗口大小中。这个大小随数据传输情况而变，窗口越大，网络吞吐量越高，而一旦接收方发现自身的缓冲区快满了，就将窗口设置为更小的值通知发送方。如果缓冲区满，就将窗口置为0，发送方收到后就不再发送数据，但是需要定期发送一个窗口探测数据段，使接收端把窗口大小告诉发送端。注意：窗口大小不受16位窗口大小限制，在TCP首部40字节选项中还包含一个窗口扩大因子M，实际窗口大小是窗口字段的值左移M位。流量控制解决了两台主机之间因传送速率而可能引起的丢包问题，在一方面保证了TCP数据传送的可靠性。然而如果网络非常拥堵，此时再发送数据就会加重网络负担，那么发送的数据段很可能超过了最大生存时间也没有到达接收方，就会产生丢包问题。为此TCP引入慢启动机制，先发出少量数据，就像探路一样，先摸清当前的网络拥堵状态后，再决定按照多大的速度传送数据。此处引入一个拥塞窗口：发送开始时定义拥塞窗口大小为1；每次收到一个ACK应答，拥塞窗口加1；而在每次发送数据时，发送窗口取拥塞窗口与接送段接收窗口最小者。慢启动：在启动初期以指数增长方式增长；设置一个慢启动的阈值，当以指数增长达到阈值时就停止指数增长，按照线性增长方式增加；线性增长达到网络拥塞时立即“乘法减小”，拥塞窗口置回1，进行新一轮的“慢启动”，同时新一轮的阈值变为原来的一半。“慢启动”机制可用图表示：1）连接建好的开始先初始化cwnd = 1，表明可以传一个MSS大小的数据。2）每当收到一个ACK，cwnd++; 呈线性上升3）每当过了一个RTT，cwnd = cwnd*2; 呈指数让升4）还有一个ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入“拥塞避免算法”（后面会说这个算法）1）收到一个ACK时，cwnd = cwnd + 1/cwnd2）当每过一个RTT时，cwnd = cwnd + 1这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。很明显，是一个线性上升的算法。当出现ack超时的时候，需要重传数据包。TCP认为这种情况太糟糕，反应也很强烈。快速重传在收到3个duplicate ACK时就开启重传(三次 ack 就认为丢包的原理见 关于TCP乱序和重传的问题 、 TCP 快速重传为什么是三次冗余 ACK )，而不用等到RTO超时。TCP Reno的实现是：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，你还有3个Duplicated Acks说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像RTO超时那么强烈。 注意，正如前面所说，进入Fast Recovery之前，cwnd 和 sshthresh已被更新：然后，真正的Fast Recovery算法如下：cwnd = sshthresh+ 3 * MSS （3的意思是确认有3个数据包被收到了）重传Duplicated ACKs指定的数据包如果再收到 duplicated Acks，那么cwnd = cwnd +1如果收到了新的Ack，那么，cwnd = sshthresh ，然后就进入了拥塞避免的算法了。如果你仔细思考一下上面的这个算法，你就会知道，上面这个算法也有问题，那就是——它依赖于3个重复的Acks。注意，3个重复的Acks并不代表只丢了一个数据包，很有可能是丢了好多包。但这个算法只会重传一个，而剩下的那些包只能等到RTO超时，于是，进入了恶梦模式——超时一个窗口就减半一下，多个超时会超成TCP的传输速度呈级数下降，而且也不会触发Fast Recovery算法了。 通常来说，正如我们前面所说的，SACK或D-SACK的方法可以让Fast Recovery或Sender在做决定时更聪明一些，但是并不是所有的TCP的实现都支持SACK（SACK需要两端都支持），所以，需要一个没有SACK的解决方案。而通过SACK进行拥塞控制的算法是FACK（可参见 关于TCP乱序和重传的问题 ）