tcp协议内容及实现过程(tcp/ip协议内容)

原理四个主要方面：一、tcp协议之连接建立、断开二、tcp协议之超时重传三、tcp协议之窗口管理四、tcp协议之拥塞控制TCP是一种面向有连接的协议，也就是说必须确认对方存在时才能发送数据而TCP通过检验和、序列号、确认应答、重发控制、连接管理、窗口控制等机制来实现可靠传输。1. 目的：TCP三次握手是客户端和服务器总共发三个数据包，通过三个数据包来确认主动发送能力和被动接收能力是否正常。2. 实质：通过指定的四元组（源地址、源端口、目标地址、目标端口）来建立TCP连接，同步双方各自发送序列号seq和确认号ACK，同时也会交换窗口大小信息三次握手过程的实现方式就是交换序列号seq。随便在网上找个地址，如果通过域名想看ip地址，可以ping下看连接。① 192.168.3.7发送[SYN]报文段至222.169.228.146，告知序列号x为0。② 222.169.228.146发送[SYN，ACK]报文段至192.168.3.7，告知序列号y为0，确认号ACK为x+1=1。③192.168.3.7发送[ACK]报文段至222.169.228.146，告知确认号ACK为y+1=1。报文段中的其他参数：MSS=1460：允许从对方接收到的最大报文段，图中为1460字节（指承载的数据，不包含报文段的头部）。win=8192：滑动窗口的大小为8192字节。SACK_PERM=1：开启选择确认。为什么会使用SACK：tcp确认方式不是一段报文段一确认，而是采用累积确认方式。服务器接收到的报文段无序所以序列号也是不连续，服务器的接收队列会出现空洞情况。为了解决空洞，提前了解当前空洞，应对丢失遗漏，采取重传。提前了解方式就是通过SACK选项信息，SACK信息包含接收方已经成功接收的数据块的序列号范围。而SACK_PERM字段为1表明，选择开启了SACK功能。网络层可能会出现丢失、重复、乱序的问题，tcp是提供可靠的数据传输服务的，为了保证数据的正确性，tcp协议会重传它认为的已经丢失的包。重传两种机制：一种基于时间重传，一种基于确认报文段提供的信息重传。RTT：数据完全发送完（完成最后一个比特推送到数据链路上）到收到确认信号的时间（往返时间）。RTO：重传超时时间（tcp发送数据时设置一个计时器，当计时器超时没有收到数据确认信息，引发超时而重传，判断的标准就是RTO）。思考：发送序列号为1、2、3、4这4个报文段，但是出现了序列号2报文段丢失，怎么办？发送端接收到seq1的确认报文（ACK=2）后，等待seq=2的确认报文。接收端当收到序列号为3的报文（2已丢失），发送ack为4的确认报文，发送端正等待ack为2的确认报文，面对跳跃的报文，那么发送端会一直等待，直到超出指定时间，重传报文2。为什么不跳跃确认呢？tcp是累积确认方式，如果确认报文3，那么意味着报文1和报文2都已经成功接收。超时处理方式：思考：上面计时器是以时间为标准重传，那么可以通过确认报文的次数来决定重传。发送端接收到seq1的确认报文（ACK=2）后，等待seq=2的确认报文。接收端收到报文3、4、5，但是没收到报文2，那么接收端发送三个ACK为2的确认报文，发送端收到这个三个确认报文，重传报文2。思考：如果快速重传中丢失包的地方很多（报文2，报文,7，报文9，报文30，报文300....），那么需要从头到尾都重传，这很蛋疼？思考：SACK重传对于接收到重复数据段怎样运作没有明确规定，通过DSACK重传可以让发送方知道哪些数据被重复接收了，而且明确是什么原因造成的。发送端没有收到100-199的ACK包，超过指定时间，重传报文。接收端都已经收到200-299的发送报文了，又来100-199是重复报文。再向发送端发送一个ACK报文，设置SACK 100-199,告知发送端，已经收到了100-199包，只是回应ACK包丢失。发送端发送包100-199，由于网络延迟，一直没有达到接收端。接收端连续发送三个ACK 200确认报文，触发快速重传，发送端收到了ACK 500的确认报文，表明之前的报文都已经交付成功。接收端又收到了延迟的报文100-199，再次向发送端发送一个SACK 100-199的ACK 500报文。发送端发现这是重复报文，判断为网络延迟造成的。计时器重传：根据超时，重传。快速重传：根据接收三次相同ACK报文，重传。选择确认重传：根据接收端提供的SACK信息，重传。DSACK重传：根据重复报文，明确丢失ACK报文还是网络延迟。Category1：已发送且已确认（已经收到ACK报文的数据）。Category2：已发送但未收到确认。Category3：即将发送。Category4：窗口移动前都不能发送。可用窗口：46-51字节。发送窗口：32-51字节。RCV.NXT：左边界RCV.WND：接收窗口RCV.NXT+RCV.WND：右边界接收端接收到序列号小于左边界，那么被认为重复数据而被丢弃。接收端接收到序列号大于右边界，那么被认为超出处理范围，丢弃。注意：tcp协议为累积ACK结构，只有当达到数据序列号等于左边界时，数据才不会被丢弃。如果窗口更新ACK丢失，对于发送端，窗口左边界右移，已发送数据得到ACK确认之后，左右边界距离减小，发送端窗口会减小，当左右边界相等时，称为零窗口。零窗口之后：接收端发送窗口更新能会发生窗口更新ACK丢失。<>解释：TCP是通过接收端的通告窗口来实现流量控制的，通告窗口指示了接收端可接收的数据量。当窗口值变为0时，可以有效阻止发送端继续发送，直到窗口大小恢复为非零值。当接收端重新获得可用空间时，会给发送端传输一个窗口更新告知其可继续发送数据。这样的窗口更新通常都不包含数据（纯ACK），接收端向发送端发送的窗口更新ACK可能丢失。结果双方处于等待状态，发生死锁。解决方案：发送端会采用一个持续计时器间歇性地查询接收端，看其窗口是否已增长。触发窗口探测，强制要求接收端返回ACK。发送几次探测，窗口大小还是0，那么断开连接。出现SWS的情况：① 接收端通告窗口太小。② 发送端发送的数据太小。解决方案：① 针对接收端：不应通告小窗口值[RFC1122]描述：在窗口可增至一个全长的报文段（接收端MSS）或者接收端缓存空间的一半（取两者中较小值）之前，不能通告比当前窗口更大的窗口值。标准：min（MSS , 缓存空间/2）。② 针对发送端：不应发送小的报文至少满足以下其一：（1）可以发送MSS字节的报文。window size >= MSS或者 数据大小>=MSS（2）数据段长度>=接收端通告过的最大窗口值的一半，才可以发送。收到之前发送的数据的ack回包，再发送数据，否则一直攒数据。（3） -1 没有未经确认的在传数据或者-2 连接禁用Nagle算法。tcp基于ACK数据包中的通告窗口大小字段实现了流量控制。当网络大规模通信负载而瘫痪，默认网络进入拥塞状态，减缓tcp的传输。发送方和接收方被要求承担超负荷的通信任务时，采取降低发送速率或者最终丢弃部分数据的方法。反映网络传输能力的变量称为拥塞窗口（cwnd）。通告窗口（awnd）。发送窗口swnd=min（cwnd，awnd）目的：tcp在用拥塞避免算法探寻更多可用带宽之前得到cwnd值，帮助tcp建立ACK时钟。[RFC5681] ：在传输初始阶段，由于未知网络传输能力，需要缓慢探测可用传输资源，防止短时间内大量数据注入导致拥塞。慢启动算法针对这一问题而设计。在数据传输之初或者重传计时器检测到丢包后，需要执行慢启动。拥塞窗口值：每收到一个ACK值，cwnd扩充一倍。所以假设没有丢包且每个数据包都有相应ACK值，在k轮后swnd=，成指数增长。SMSS是发送方的最大段大小。慢启动阶段，cwnd会指数增长，很快，帮助确立一个慢启动阙值（ssthresh）。有了阙值，tcp会进入拥塞避免阶段，cwnd每次增长值近似于成功传输的数据段大小，成线性增长。实现公式：cwnd+=SMSS*SMSS/cwnd刚建立连接使用慢启动算法，初始窗口为4，收到一次ACK后，cwnd变为8，再收到一次ACK后，cwnd变为16，依次继续，32、64，达到阙值ssthresh为64。开始使用拥塞避免算法，设置ssthresh为ssthresh/2，值为32。重新从初始窗口4，线性递增到ssthresh=32。当cwnd < ssthresh时，使用慢启动算法当cwnd > ssthresh时，使用拥塞避免算法应用快速恢复算法时机：启动快速重传且正常未失序ACK段达到之前。启动快速恢复算法。实现过程：① 将ssthresh设置为1/2 cwnd，将cwnd设置为ssthresh+3*SMSS。② 每接收一个重复ACK，cwnd值暂时增加1 SMSS。③当接收到新数据ACK后，将cwnd设置为ssthresh。参考:<>

你大概说的是3步握手吧，这跟传真机的5部握手很类似。 下面的资料希望对你有用TCP/IP 是很多的不同的协议组成，实际上是一个协议组，TCP 用户数据报表协议(也称作TCP 传输控制协议，Transport Control Protocol。可靠的主机到主机层协议。这里要先强调一下，传输控制协议是OSI 网络的第四层的叫法，TCP 传输控制协议是TCP/IP 传输的6 个基本协议的一种。两个TCP 意思非相同。)。TCP 是一种可靠的面向连接的传送服务。它在传送数据时是分段进行的，主机交换数据必须建立一个会话。它用比特流通信，即数据被作为无结构的字节流。通过每个TCP 传输的字段指定顺序号，以获得可靠性。是在OSI参考模型中的第四层，TCP 是使用IP 的网间互联功能而提供可靠的数据传输，IP 不停的把报文放到网络上，而TCP 是负责确信报文到达。在协同IP 的操作中TCP 负责：握手过程、报文管理、流量控制、错误检测和处理（控制），可以根据一定的编号顺序对非正常顺序的报文给予从新排列顺序。关于TCP 的RFC 文档有RFC793、RFC791、RFC1700。在TCP 会话初期，有所谓的“三握手”：对每次发送的数据量是怎样跟踪进行协商使数据段的发送和接收同步，根据所接收到的数据量而确定的数据确认数及数据发送、接收完毕后何时撤消联系，并建立虚连接。为了提供可靠的传送，TCP 在发送新的数据之前，以特定的顺序将数据包的序号，并需要这些包传送给目标机之后的确认消息。TCP 总是用来发送大批量的数据。当应用程序在收到数据后要做出确认时也要用到TCP。由于TCP 需要时刻跟踪，需要额外开销，使得TCP 的格式有些显得复杂。下面就让我们看一个TCP 的经典案例，这是后来被称为MITNICK 攻击中KEVIN 开创了两种攻击技术：TCP 会话劫持SYN FLOOD（同步洪流）在这里我们讨论的时TCP 会话劫持的问题。先让我们明白TCP 建立连接的基本简单的过程。为了建设一个小型的模仿环境我们假设有3 台接入互联网的机器。A 为攻击者操纵的攻击机。B 为中介跳板机器（受信任的服务器）。C 为受害者使用的机器（多是服务器），这里把C 机器锁定为目标机器。A 机器向B机器发送SYN 包，请求建立连接，这时已经响应请求的B 机器会向A 机器回应SYN/ACK表明同意建立连接，当A 机器接受到B 机器发送的SYN/ACK 回应时，发送应答ACK 建立A 机器与B 机器的网络连接。这样一个两台机器之间的TCP 通话信道就建立成功了。B 终端受信任的服务器向C 机器发起TCP 连接，A 机器对服务器发起SYN 信息，使C 机器不能响应B 机器。在同时A 机器也向B 机器发送虚假的C 机器回应的SYN 数据包，接收到SYN 数据包的B 机器（被C 机器信任）开始发送应答连接建立的SYN/ACK 数据包，这时C 机器正在忙于响应以前发送的SYN 数据而无暇回应B 机器，而A 机器的攻击者预测出B 机器包的序列号（现在的TCP 序列号预测难度有所加大）假冒C 机器向B 机器发送应答ACK 这时攻击者骗取B 机器的信任，假冒C 机器与B 机器建立起TCP 协议的对话连接。这个时候的C 机器还是在响应攻击者A 机器发送的SYN 数据。TCP 协议栈的弱点：TCP 连接的资源消耗，其中包括：数据包信息、条件状态、序列号等。通过故意不完成建立连接所需要的三次握手过程，造成连接一方的资源耗尽。通过攻击者有意的不完成建立连接所需要的三次握手的全过程，从而造成了C 机器的资源耗尽。序列号的可预测性，目标主机应答连接请求时返回的SYN/ACK 的序列号时可预测的。（早期TCP 协议栈，具体的可以参见1981 年出的关于TCP 雏形的RFC793 文档）TCP 头结构TCP 协议头最少20 个字节，包括以下的区域（由于翻译不禁相同，文章中给出相应的英文单词）：TCP 源端口(Source Port)：16 位的源端口其中包含初始化通信的端口。源端口和源IP 地址的作用是标示报问的返回地址。TCP 目的端口(Destination port)：16 位的目的端口域定义传输的目的。这个端口指明报文接收计算机上的应用程序地址接口。TCP 序列号（序列码,Sequence Number）：32 位的序列号由接收端计算机使用，重新分段的报文成最初形式。当SYN 出现，序列码实际上是初始序列码（ISN），而第一个数据字节是ISN+1。这个序列号（序列码）是可以补偿传输中的不一致。TCP 应答号(Acknowledgment Number)：32 位的序列号由接收端计算机使用，重组分段的报文成最初形式。，如果设置了ACK 控制位，这个值表示一个准备接收的包的序列码。数据偏移量(HLEN)：4 位包括TCP 头大小，指示何处数据开始。保留(Reserved)：6 位值域，这些位必须是0。为了将来定义新的用途所保留。标志(Code Bits)：6 位标志域。表示为：紧急标志、有意义的应答标志、推、重置连接标志、同步序列号标志、完成发送数据标志。按照顺序排列是：URG、ACK、PSH、RST、SYN、FIN。窗口(Window)：16 位，用来表示想收到的每个TCP 数据段的大小。校验位(Checksum)：16 位TCP 头。源机器基于数据内容计算一个数值，收信息机要与源机器数值结果完全一样，从而证明数据的有效性。优先指针（紧急,Urgent Pointer）：16 位，指向后面是优先数据的字节，在URG标志设置了时才有效。如果URG 标志没有被设置，紧急域作为填充。加快处理标示为紧急的数据段。选项(Option)：长度不定，但长度必须以字节。如果没有选项就表示这个一字节的域等于0。填充：不定长，填充的内容必须为0，它是为了数学目的而存在。目的是确保空间的可预测性。保证包头的结合和数据的开始处偏移量能够被32 整除，一般额外的零以保证TCP 头是32 位的整数倍。标志控制功能URG：紧急标志紧急(The urgent pointer) 标志有效。紧急标志置位，ACK：确认标志确认编号(Acknowledgement Number)栏有效。大多数情况下该标志位是置位的。TCP 报头内的确认编号栏内包含的确认编号(w+1，Figure：1)为下一个预期的序列编号，同时提示远端系统已经成功接收所有数据。PSH：推标志该标志置位时，接收端不将该数据进行队列处理，而是尽可能快将数据转由应用处理。在处理telnet 或rlogin 等交互模式的连接时，该标志总是置位的。RST：复位标志复位标志有效。用于复位相应的TCP 连接。SYN：同步标志同步序列编号(Synchronize Sequence Numbers)栏有效。该标志仅在三次握手建立TCP 连接时有效。它提示TCP 连接的服务端检查序列编号，该序列编号为TCP 连接初始端(一般是客户端)的初始序列编号。在这里，可以把TCP 序列编号看作是一个范围从0 到4，294，967，295 的32 位计数器。通过TCP 连接交换的数据中每一个字节都经过序列编号。在TCP 报头中的序列编号栏包括了TCP 分段中第一个字节的序列编号。FIN：结束标志带有该标志置位的数据包用来结束一个TCP 回话，但对应端口仍处于开放状态，准备接收后续数据。服务端处于监听状态，客户端用于建立连接请求的数据包(IP packet)按照TCP/IP协议堆栈组合成为TCP 处理的分段(segment)。分析报头信息： TCP 层接收到相应的TCP 和IP 报头，将这些信息存储到内存中。检查TCP 校验和(checksum)：标准的校验和位于分段之中(Figure：2)。如果检验失败，不返回确认，该分段丢弃，并等待客户端进行重传。查找协议控制块(PCB{})：TCP 查找与该连接相关联的协议控制块。如果没有找到，TCP 将该分段丢弃并返回RST。(这就是TCP 处理没有端口监听情况下的机制) 如果该协议控制块存在，但状态为关闭，服务端不调用connect()或listen()。该分段丢弃，但不返回RST。客户端会尝试重新建立连接请求。建立新的socket：当处于监听状态的socket 收到该分段时，会建立一个子socket，同时还有socket{}，tcpcb{}和pub{}建立。这时如果有错误发生，会通过标志位来拆除相应的socket 和释放内存，TCP 连接失败。如果缓存队列处于填满状态，TCP 认为有错误发生，所有的后续连接请求会被拒绝。这里可以看出SYN Flood 攻击是如何起作用的。丢弃：如果该分段中的标志为RST 或ACK，或者没有SYN 标志，则该分段丢弃。并释放相应的内存。发送序列变量SND.UNA ： 发送未确认SND.NXT ： 发送下一个SND.WND ： 发送窗口SND.UP ： 发送优先指针SND.WL1 ： 用于最后窗口更新的段序列号SND.WL2 ： 用于最后窗口更新的段确认号ISS ： 初始发送序列号接收序列号RCV.NXT ： 接收下一个RCV.WND ： 接收下一个RCV.UP ： 接收优先指针IRS ： 初始接收序列号当前段变量SEG.SEQ ： 段序列号SEG.ACK ： 段确认标记SEG.LEN ： 段长SEG.WND ： 段窗口SEG.UP ： 段紧急指针SEG.PRC ： 段优先级CLOSED 表示没有连接，各个状态的意义如下：LISTEN ： 监听来自远方TCP 端口的连接请求。SYN-SENT ： 在发送连接请求后等待匹配的连接请求。SYN-RECEIVED ： 在收到和发送一个连接请求后等待对连接请求的确认。ESTABLISHED ： 代表一个打开的连接，数据可以传送给用户。FIN-WAIT-1 ： 等待远程TCP 的连接中断请求，或先前的连接中断请求的确认。FIN-WAIT-2 ： 从远程TCP 等待连接中断请求。CLOSE-WAIT ： 等待从本地用户发来的连接中断请求。CLOSING ： 等待远程TCP 对连接中断的确认。LAST-ACK ： 等待原来发向远程TCP 的连接中断请求的确认。TIME-WAIT ： 等待足够的时间以确保远程TCP 接收到连接中断请求的确认。CLOSED ： 没有任何连接状态。TCP 连接过程是状态的转换，促使发生状态转换的是用户调用：OPEN，SEND，RECEIVE，CLOSE，ABORT 和STATUS。传送过来的数据段，特别那些包括以下标记的数据段SYN，ACK，RST 和FIN。还有超时，上面所说的都会时TCP 状态发生变化。序列号请注意，我们在TCP 连接中发送的字节都有一个序列号。因为编了号，所以可以确认它们的收到。对序列号的确认是累积性的。TCP 必须进行的序列号比较操作种类包括以下几种：①决定一些发送了的但未确认的序列号。②决定所有的序列号都已经收到了。③决定下一个段中应该包括的序列号。对于发送的数据TCP 要接收确认，确认时必须进行的：SND.UNA = 最老的确认了的序列号。SND.NXT = 下一个要发送的序列号。SEG.ACK = 接收TCP 的确认，接收TCP 期待的下一个序列号。SEG.SEQ = 一个数据段的第一个序列号。SEG.LEN = 数据段中包括的字节数。SEG.SEQ+SEG.LEN-1 = 数据段的最后一个序列号。如果一个数据段的序列号小于等于确认号的值，那么整个数据段就被确认了。而在接收数据时下面的比较操作是必须的：RCV.NXT = 期待的序列号和接收窗口的最低沿。RCV.NXT+RCV.WND：1 = 最后一个序列号和接收窗口的最高沿。SEG.SEQ = 接收到的第一个序列号。 SEG.SEQ+SEG.LEN：1 = 接收到的最后一个序列号。
TCP/IP协议的工作流程如下： 1.在源主机上，应用层将一串应用数据流传送给传输层。2.传输层将应用层的数据流截成分组，并加上TCP报头形成TCP段，送交网络层。3.在网络层给TCP段加上包括源、目的主机IP地址的IP报头，生成一个IP数据包，并将IP数据包送交链路层。4.链路层在其MAC帧的数据部分装上IP数据包，再加上源、目的主机的MAC地址和帧头，并根据其目的MAC地址，将MAC帧发往目的主机或IP路由器。5.在目的主机，链路层将MAC帧的帧头去掉，并将IP数据包送交网络层。6.网络层检查IP报头，如果报头中校验和与计算结果不一致，则丢弃该IP数据包；若校验和与计算结果一致，则去掉IP报头，将TCP段送交传输层。7.传输层检查顺序号，判断是否是正确的TCP分组，然后检查TCP报头数据。若正确，则向源主机发确认信息；若不正确或丢包，则向源主机要求重发信息。 8.在目的主机，传输层去掉TCP报头，将排好顺序的分组组成应用数据流送给应用程序。这样目的主机接收到的来自源主机的字节流，就像是直接接收来自源主机的字节流一样。

如果你在学习这门课程，仅仅为了理解网络工作原理，那么只要了解TCP是可靠传输，数据传输丢失时会重传就可以了。如果你还要参加研究生考试或者公司面试等，那么下面内容很有可能成为考查的知识点，主要的重点是序号/确认号的编码、超时定时器的设置、可靠传输和连接的管理。 1 TCP连接TCP面向连接，在一个应用进程开始向另一个应用进程发送数据之前，这两个进程必须先相互“握手”，即它们必须相互发送某些预备报文段，以建立连接。连接的实质是双方都初始化与连接相关的发送/接收缓冲区，以及许多TCP状态变量。这种“连接”不是一条如电话网络中端到端的电路，因为它们的状态完全保留在两个端系统中。TCP连接提供的是全双工服务 ，应用层数据就可在从进程B流向进程A的同时，也从进程A流向进程B。TCP连接也总是点对点的 ，即在单个发送方与单个接收方之间建立连接。一个客户机进程向服务器进程发送数据时，客户机进程通过套接字传递数据流。客户机操作系统中运行的 TCP软件模块首先将这些数据放到该连接的发送缓存里 ，然后会不时地从发送缓存里取出一块数据发送。TCP可从缓存中取出并放入报文段中发送的数据量受限于最大报文段长MSS，通常由最大链路层帧长度来决定(也就是底层的通信链路决定)。 例如一个链路层帧的最大长度1500字节，除去数据报头部长度20字节，TCP报文段的头部长度20字节，MSS为1460字节。报文段被往下传给网络层，网络层将其封装在网络层IP数据报中。然后这些数据报被发送到网络中。当TCP在另一端接收到一个报文段后，该报文段的数据就被放人该连接的接收缓存中。应用程序从接收缓存中读取数据流(注意是应用程序来读，不是操作系统推送)。TCP连接的每一端都有各自的发送缓存和接收缓存。因此TCP连接的组成包括:主机上的缓存、控制变量和与一个进程连接的套接字变量名，以及另一台主机上的一套缓存、控制变量和与一个进程连接的套接字。在这两台主机之间的路由器、交换机中，没有为该连接分配任何缓存和控制变量。2报文段结构TCP报文段由首部字段和一个数据字段组成。数据字段包含有应用层数据。由于MSS限制了报文段数据字段的最大长度。当TCP发送一个大文件时，TCP通常是将文件划分成长度为MSS的若干块。TCP报文段的结构。首部包括源端口号和目的端口号，它用于多路复用/多路分解来自或送至上层应用的数据。另外，TCP首部也包括校验和字段。报文段首部还包含下列字段:32比特的序号字段和32比特的确认号字段。这些字段被TCP发送方和接收方用来实现可靠数据传输服务。16比特的接收窗口字段，该字段用于流量控制。该字段用于指示接收方能够接受的字节数量。4比特的首部长度字段,该字段指示以32比特的字为单位的TCP首部长度。一般TCP首部的长度就是20字节。可选与变长的选项字段,该字段用于当发送方与接收方协商最大报文段长度，或在高速网络环境下用作窗口调节因子时使用。标志字段ACK比特用于指示确认字段中的ACK值的有效性，即该报文段包括一个对已被成功接收报文段的确认。 SYN和FIN比特用于连接建立和拆除。 PSH、URG和紧急指针字段通常没有使用。•序号和确认号TCP报文段首部两个最重要的字段是序号字段和确认号字段。TCP把数据看成一个无结构的但是有序的字节流。TCP序号是建立在传送的字节流之上，而不是建立在传送的报文段的序列之上。一个报文段的序号是该报文段首字节在字节流中的编号。例如，假设主机A上的一个进程想通过一条TCP连接向主机B上的一个进程发送一个数据流。主机A中的TCP将对数据流中的每一个字节进行编号。假定数据流由一个包含4500字节的文件组成(可以理解为应用程序调用send函数传递过来的数据长度)，MSS为1000字节(链路层一次能够传输的字节数)，如果主机决定数据流的首字节编号是7。TCP模块将为该数据流构建5个报文段(也就是分5个IP数据报)。第一个报文段的序号被赋为7;第二个报文段的序号被赋为1007,第三个报文段的序号被赋为2007，以此类推。前面4个报文段的长度是1000，最后一个是500。确认号要比序号难理解一些。前面讲过，TCP是全双工的，因此主机A在向主机B发送数据的同时，也可能接收来自主机B的数据。从主机B到达的每个报文段中的序号字段包含了从B流向A的数据的起始位置。 因此主机B填充进报文段的确认号是主机B期望从主机A收到的下一报文段首字节的序号。假设主机B已收到了来自主机A编号为7-1006的所有字节，同时假设它要发送一个报文段给主机A。主机B等待主机A的数据流中字节1007及后续所有字节。所以，主机B会在它发往主机A的报文段的确认号字段中填上1007。再举一个例子，假设主机B已收到一个来自主机A的包含字节7-1006的报文段，以及另一个包含字节2007-3006的报文段。由于某种原因，主机A还没有收到字节1007-2006的报文段。在这个例子中，主机A为了重组主机B的数据流，仍在等待字节1007。因此，A在收到包含字节2007-3006的报文段时，将会又一次在确认号字段中包含1007。 因为TCP只确认数据流中至第一个丢失报文段之前的字节数据，所以TCP被称为是采用累积确认。TCP的实现有两个基本的选择:1接收方立即丢弃失序报文段;2接收方保留失序的字节，并等待缺少的字节以填补该间隔。一条TCP连接的双方均可随机地选择初始序号。 这样做可以减少将那些仍在网络中的来自两台主机之间先前连接的报文段，误认为是新建连接所产生的有效报文段的可能性。•例子telnetTelnet由是一个用于远程登录的应用层协议。它运行在TCP之上，被设计成可在任意一对主机之间工作。假设主机A发起一个与主机B的Telnet会话。因为是主机A发起该会话，因此主机A被标记为客户机，主机B被标记为服务器。用户键入的每个字符(在客户机端)都会被发送至远程主机。远程主机收到后会复制一个相同的字符发回客户机，并显示在Telnet用户的屏幕上。这种“回显”用于确保由用户发送的字符已经被远程主机收到并处理。因此，在从用户击键到字符显示在用户屏幕上之间的这段时间内，每个字符在网络中传输了两次。现在假设用户输入了一个字符“C”，假设客户机和服务器的起始序号分别是42和79。前面讲过，一个报文段的序号就是该报文段数据字段首字节的序号。因此，客户机发送的第一个报文段的序号为42，服务器发送的第一个报文段的序号为79。前面讲过，确认号就是主机期待的数据的下一个字节序号。在TCP连接建立后但没有发送任何数据之前，客户机等待字节79，而服务器等待字节42。如图所示，共发了3个报文段。第一个报文段是由客户机发往服务器，其数据字段里包含一字节的字符“C”的ASCII码，其序号字段里是42。另外，由于客户机还没有接收到来自服务器的任何数据，因此该报文段中的确认号字段里是79。第二个报文段是由服务器发往客户机。它有两个目的:第一个目的是为服务器所收到的数据提供确认。服务器通过在确认号字段中填入43，告诉客户机它已经成功地收到字节42及以前的所有字节，现在正等待着字节43的出现。第二个目的是回显字符“C”。因此，在第二个报文段的数据字段里填入的是字符“C”的ASCII码，第二个报文段的序号为79，它是该TCP连接上从服务器到客户机的数据流的起始序号，也是服务器要发送的第一个字节的数据。这里客户机到服务器的数据的确认被装载在一个服务器到客户机的数据的报文段中，这种确认被称为是捎带确认.第三个报文段是从客户机发往服务器的。它的唯一目的是确认已从服务器收到的数据。3往返时延的估计与超时TCP如同前面所讲的rdt协议一样，采用超时/重传机制来处理报文段的丢失问题。最重要的一个问题就是超时间隔长度的设置。显然，超时间隔必须大于TCP连接的往返时延RTT，即从一个报文段发出到收到其确认时。否则会造成不必要的重传。•估计往返时延TCP估计发送方与接收方之间的往返时延是通过采集报文段的样本RTT来实现的，就是从某报文段被发出到对该报文段的确认被收到之间的时间长度。也就是说TCP为一个已发送的但目前尚未被确认的报文段估计sampleRTT，从而产生一个接近每个RTT的采样值。但是，TCP不会为重传的报文段计算RTT。为了估计一个典型的RTT，采取了某种对RTT取平均值的办法。TCP据下列公式来更新EstimatedRTT=(1-)*EstimatedRTT+*SampleRTT即估计RTT的新值是由以前估计的RTT值与sampleRTT新值加权组合而成的。参考值是a=0.125，因此是一个加权平均值。显然这个加权平均对最新样本赋予的权值要大于对老样本赋予的权值。因为越新的样本能更好地反映出网络当前的拥塞情况。从统计学观点来讲，这种平均被称为指数加权移动平均除了估算RTT外，还需要测量RTT的变化，RTT偏差的程度，因为直接使用平均值设置计时器会有问题(太灵敏)。DevRTT=(1-β)*DevRTT+β*|SampleRTT-EstimatedRTT|RTT偏差也使用了指数加权移动平均。B取值0.25.•设置和管理重传超时间隔假设已经得到了估计RTT值和RTT偏差值，那么TCP超时间隔应该用什么值呢?TCP将超时间隔设置成大于等于估计RTT值和4倍的RTT偏差值,否则将造成不必要的重传。但是超时间隔也不应该比估计RTT值大太多，否则当报文段丢失时，TCP不能很快地重传该报文段，从而将给上层应用带来很大的数据传输时延。因此，要求将超时间隔设为估计RTT值加上一定余量。当估计RTT值波动较大时，这个余最应该大些;当波动比较小时，这个余量应该小些。因此使用4倍的偏差值来设置重传时间。TimeoutInterval=EstimatedRTT+4*DevRTT4可信数据传输因特网的网络层服务是不可靠的。IP不保证数据报的交付，不保证数据报的按序交付，也不保证数据报中数据的完整性。TCP在IP不可靠的尽力而为服务基础上建立了一种可靠数据传输服务。TCP提供可靠数据传输的方法涉及前面学过的许多原理。TCP采用流水线协议、累计确认。TCP推荐的定时器管理过程使用单一的重传定时器，即使有多个已发送但还未被确认的报文段也一样。重传由超时和多个ACK触发。在TCP发送方有3种与发送和重传有关的主要事件:从上层应用程序接收数据，定时器超时和收到确认ACK。从上层应用程序接收数据。一旦这个事件发生，TCP就从应用程序接收数据，将数据封装在一个报文段中，并将该报文段交给IP。注意到每一个报文段都包含一个序号，这个序号就是该报文段第一个数据字节的字节流编号。如果定时器还没有计时，则当报文段被传给IP时，TCP就启动一个该定时器。第二个事件是超时。TCP通过重传引起超时的报文段来响应超时事件。然后TCP重启定时器。第三个事件是一个来自接收方的确认报文段(ACK)。当该事件发生时，TCP将ACK的值y与变量SendBase(发送窗口的基地址)进行比较。TCP状态变量SendBase是最早未被确认的字节的序号。就是指接收方已正确按序接收到数据的最后一个字节的序号。TCP采用累积确认，所以y确认了字节编号在y之前的所有字节都已经收到。如果Y>SendBase,则该ACK是在确认一个或多个先前未被确认的报文段。因此发送方更新其SendBase变量，相当于发送窗口向前移动。另外，如果当前有未被确认的报文段，TCP还要重新启动定时器。快速重传超时触发重传存在的另一个问题是超时周期可能相对较长。当一个报文段丢失时，这种长超时周期迫使发送方等待很长时间才重传丢失的分组，因而增加了端到端时延。所以通常发送方可在超时事件发生之前通过观察冗余ACK来检测丢包情况。冗余ACK就是接收方再次确认某个报文段的ACK，而发送方先前已经收到对该报文段的确认。当TCP接收方收到一个序号比所期望的序号大的报文段时，它认为检测到了数据流中的一个间隔，即有报文段丢失。这个间隔可能是由于在网络中报文段丢失或重新排序造成的。因为TCP使用累计确认，所以接收方不向发送方发回否定确认，而是对最后一个正确接收报文段进行重复确认(即产生一个冗余ACK)如果TCP发送方接收到对相同报文段的3个冗余ACK.它就认为跟在这个已被确认过3次的报文段之后的报文段已经丢失。一旦收到3个冗余ACK，TCP就执行快速重传 ，即在该报文段的定时器过期之前重传丢失的报文段。5流量控制前面讲过，一条TCP连接双方的主机都为该连接设置了接收缓存。当该TCP连接收到正确、按序的字节后，它就将数据放入接收缓存。相关联的应用进程会从该缓存中读取数据，但没必要数据刚一到达就立即读取。事实上，接收方应用也许正忙于其他任务，甚至要过很长时间后才去读取该数据。如果应用程序读取数据时相当缓慢，而发送方发送数据太多、太快，会很容易使这个连接的接收缓存溢出。TCP为应用程序提供了流量控制服务以消除发送方导致接收方缓存溢出的可能性。因此，可以说 流量控制是一个速度匹配服务，即发送方的发送速率与接收方应用程序的读速率相匹配。前面提到过，TCP发送方也可能因为IP网络的拥塞而被限制，这种形式的发送方的控制被称为拥塞控制(congestioncontrol)。TCP通过让接收方维护一个称为接收窗口的变量来提供流量控制。接收窗口用于告诉发送方，该接收方还有多少可用的缓存空间。因为TCP是全双工通信，在连接两端的发送方都各自维护一个接收窗口变量。 主机把当前的空闲接收缓存大小值放入它发给对方主机的报文段接收窗口字段中，通知对方它在该连接的缓存中还有多少可用空间。6 TCP连接管理客户机中的TCP会用以下方式与服务器建立一条TCP连接:第一步: 客户机端首先向服务器发送一个SNY比特被置为1报文段。该报文段中不包含应用层数据，这个特殊报文段被称为SYN报文段。另外，客户机会选择一个起始序号，并将其放置到报文段的序号字段中。为了避免某些安全性攻击，这里一般随机选择序号。第二步: 一旦包含TCP报文段的用户数据报到达服务器主机，服务器会从该数据报中提取出TCPSYN报文段，为该TCP连接分配TCP缓存和控制变量，并向客户机TCP发送允许连接的报文段。这个允许连接的报文段还是不包含应用层数据。但是，在报文段的首部却包含3个重要的信息。首先，SYN比特被置为1。其次，该 TCP报文段首部的确认号字段被置为客户端序号+1最后，服务器选择自己的初始序号，并将其放置到TCP报文段首部的序号字段中。 这个允许连接的报文段实际上表明了:“我收到了你要求建立连接的、带有初始序号的分组。我同意建立该连接，我自己的初始序号是XX”。这个同意连接的报文段通常被称为SYN+ACK报文段。第三步: 在收到SYN+ACK报文段后，客户机也要给该连接分配缓存和控制变量。客户机主机还会向服务器发送另外一个报文段，这个报文段对服务器允许连接的报文段进行了确认。因为连接已经建立了，所以该ACK比特被置为1，称为ACK报文段，可以携带数据。一旦以上3步完成，客户机和服务器就可以相互发送含有数据的报文段了。为了建立连接，在两台主机之间发送了3个分组，这种连接建立过程通常被称为 三次握手(SNY、SYN+ACK、ACK，ACK报文段可以携带数据) 。这个过程发生在客户机connect()服务器，服务器accept()客户连接的阶段。假设客户机应用程序决定要关闭该连接。(注意，服务器也能选择关闭该连接)客户机发送一个FIN比特被置为1的TCP报文段，并进人FINWAIT1状态。当处在FINWAIT1状态时，客户机TCP等待一个来自服务器的带有ACK确认信息的TCP报文段。当它收到该报文段时，客户机TCP进入FINWAIT2状态。当处在FINWAIT2状态时，客户机等待来自服务器的FIN比特被置为1的另一个报文段，收到该报文段后，客户机TCP对服务器的报文段进行ACK确认，并进入TIME_WAIT状态。TIME_WAIT状态使得TCP客户机重传最终确认报文，以防该ACK丢失。在TIME_WAIT状态中所消耗的时间是与具体实现有关的，一般是30秒或更多时间。 经过等待后，连接正式关闭，客户机端所有与连接有关的资源将被释放。 因此TCP连接的关闭需要客户端和服务器端互相交换连接关闭的FIN、ACK置位报文段。

这部分简要介绍一下TCP/IP的内部结构，为讨论与互联网有关的安全问题打下基础。TCP/IP协议组之所以流行，部分原因是因为它可以用在各种各样的信道和底层协议（例如T1和X.25、以太网以及RS-232串行接口）之上。确切地说，TCP/IP协议是一组包括TCP协议和IP协议，UDP（User Datagram Protocol）协议、ICMP（Internet Control Message Protocol）协议和其他一些协议的协议组。CP/IP协议的组成TCP/IP协议在一定程度上参考了OSI的体系结构。OSI模型共有七层，从下到上分别是物理层、数据链路层、网络层、运输层、会话层、表示层和应用层。（1）应用层、表示层、会话层三个层次提供的服务相差不是很大，所以在TCP/IP协议中，它们被合并为应用层一个层次。（2）由于运输层和网络层在网络协议中的地位十分重要，所以在TCP/IP协议中它们被作为独立的两个层次。以上内容参考：百度百科-TCP/IP协议
TCP/IP协议工作原理： 中译名为传输控制协议/因特网互联协议，又名网络通讯协议，是Internet最基本的协议、Internet国际互联网络的基础，由网络层的IP协议和传输层的TCP协议组成。TCP/IP 定义了电子设备如何连入因特网，以及数据如何在它们之间传输的标准。协议采用了4层的层级结构，每一层都呼叫它的下一层所提供的网络来完成自己的需求。 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。
(1) 在源主机上应用层将一串字节流传给传输层； (2) 传输层将字节流分成TCP段，加上TCP包头交给互联网络(IP)层；(3) IP层生成一个包，将TCP段放人其数据域，并加上源和目的主机的IPIP包交给数据链路层；(4) 数据链路层在其帧的数据部分装IP包，发往日的主机或IP路由器；(5) 在目的主机，数据链路层将数据链路层帧头去掉，将IP包交给互联网层；(6) IP层检查IP包头，如果包头中的校验和与计算出来的不一致，则丢弃该包；(7) 如果校验和一致，IP层去掉IP头，将TCP段交给TCP层，TCP层检查顺序号来判断是否为正确的TCP段；(8) TCP层为TCP包头计算TCP头和数据。如果不对，TCP层丢弃这个包，若对，则向源主机发送确认；(9) 在目的主机，TCP层去掉TCP头，将字节流传给应用程序；(10) 于是目的主机收到了源主机发来的字节流，就像直接从源主机发来的一样。 实际上每往下一层，便多加了一个报头，而这个头对上层来说是透明的，上层根本感觉不到下面报头的存在。如下图3-10所示，假设物理网络是以太网，上述基于TCP/IP的文件传输(FTP)应用打包过程便是一个逐层封装的过程，当到达目的主机时，则从下而上去掉包头。
TCP/IP 的工作原理 下面以采用TCP/IP协议传送文件为例，说明TCP/IP的工作原理，其中应用层传输文件采用文件传输协议（FTP）。TCP/IP协议的工作流程如下：●在源主机上，应用层将一串应用数据流传送给传输层。●传输层将应用层的数据流截成分组，并加上TCP报头形成TCP段，送交网络层。●在网络层给TCP段加上包括源、目的主机IP地址的IP报头，生成一个IP数据包，并将IP数据包送交链路层。●链路层在其MAC帧的数据部分装上IP数据包，再加上源、目的主机的MAC地址和帧头，并根据其目的MAC地址，将MAC帧发往目的主机或IP路由器。●在目的主机，链路层将MAC帧的帧头去掉，并将IP数据包送交网络层。●网络层检查IP报头，如果报头中校验和与计算结果不一致，则丢弃该IP数据包；若校验和与计算结果一致，则去掉IP报头，将TCP段送交传输层。●传输层检查顺序号，判断是否是正确的TCP分组，然后检查TCP报头数据。若正确，则向源主机发确认信息；若不正确或丢包，则向源主机要求重发信息。 ●在目的主机，传输层去掉TCP报头，将排好顺序的分组组成应用数据流送给应用程序。这样目的主机接收到的来自源主机的字节流，就像是直接接收来自源主机的字节流一样。

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