网络原理(2)—

一、TCP协议段格式

二、确认应答

三、超时重传

TCP全称为："传输控制协议 Transmission Control Protocol)"。协议如其名，要对数据的传输进行一个详细的控制。

一、TCP协议段格式

源 / 目的端口号：表示数据从哪个进程来，到哪个进程去。

32位序号 / 32位确认序号：后面详细讲。

4位TCP报头长度：表示该TCP头部有多少个32位bit(有多少个四字节)；

注意：4个bit位：1111 =》15，此处这里的单位是：4字节，而不是：字节。所以TCP头部最大长度为：15 * 4 = 60

保留(6位)：TCP 在设定报头的时候，会提前准备几个保留位（现在虽然用不到，但是可以先占个位置），后面一旦需要用了，咱们就会把这些保留位给使用起来。后续一旦需要扩展功能，使用保留位就可以实现，就可以避免 TCP 的扩展引起不兼容的问题。（而UDP协议，长度受到 2 个字节的限制，想要进行扩展，发现扩展不了，一旦改变这里的报头长度，就会使机器发送的UDP数据报和其他机器不兼容，无擦通信）

6位标志位(TCP的核心部分，后面也会讲到) ：

        URG：紧急指针是否有效；

        ACK：确认号是否有效；

        PSH：提示接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走;

        RST：对方要求重新建立连接；我们把携带RST标识的称为复位报文段；

        SYN：请求建立连接；我们把携带SYN标识的称为同步报文段；

        FIN：通知对方，本端要关闭了，我们称携带FIN标识的为结束报文段；

16位窗口大小：后面再说。

16位校验和：类似于UDP校验和，但是把报头和数据载荷放在一起计算校验和.、。

16位紧急指针：标识哪部分数据是紧急数据。

选项：TCP 报头中的前20个字节是固定长度的，后面这里包含了 “选项”（optional）部分（“可选的” / “可有可无的”），选项部分可以有，也可以没有，可以有一个，也可以有多个。

二、确认应答

我们知道，TCP协议具有可靠传输的特点，而这一特点也是 TCP 安身立命的本钱，初心就是解决 “可靠传输” 问题。

而网络通信过程中很复杂，无法确保发送方发出去的数据，100% 能够到达接收方；此处的“可靠性”，也只能 “退而求其次”。只要尽可能的去进行发送了，发送方能够知道：对方是否收到，就人为是可靠传输了。

用来确保可靠性，最核心的机制，称为 “确认应答”。

在网络中，发送数据可能会出现 “后发先至”的情况，为什么呢？一个数据包从发送方到接收方传输过程中，走的路径可能不一样。第一个数据包，走路线一，第二个数据包，走路线二，有可能路线二非常畅通，路线一堵车了，就导致，第二个数据报虽然发的迟，但是能先到，这就是后发先至的情况。

解决方案：引入了序号和确认序号；对于数据进行编号，应答报文里就告诉发送方说，我这次应答的是哪个数据。给第一个数据包进行编号1（序号），第二个数据包进行编号2（序号），接收方收到一条数据就进行确认序号，如果确认序号为1和序号1匹配上了，就接收数据，不会出现后发先至的情况。

真实的 TCP 的情况要更复杂一些，TCP 是面向字节流，以字节为单位进行传输的，描述按一条、两条的概念进行传输。实际上，TCP的序号和确认序号都是以字节来进行编号的，如图：

同时，接收方也希望应用程序读到的数据是顺序正确的，顺序不对，对于接收方应用程序的逻辑肯定也会有一些影响，所以会有一个接收缓冲器，可以认为是一个 “优先级队列”，作为优先级的参考。

在TCP报头中，报头里的序号只能存一个，假设载荷有 1000 个字节，就有 1000 个序号，由于序号是连续的，只需要在报头中保存第一个字节序号即可，后续字节的序号都是很容易计算得到的。

确保TCP可靠性的最核心机制：TCP的确认应答

确认应答中，通过应答报文来反馈给发送方，表示当前的数据正确收到了（应答报文，也叫ack报文，acknowledge的缩写）

三、超时重传

——确认应答的补充

发送数据的时候如果一切顺利，通过应答报文就可以告诉发送方，当前数据是不是收到了。但是网络可能存在 “丢包” 的情况，如果数据包丢了，没有到达对方那，对方自然也没 ack 报文了，这个情况下，就需要 超时重传 （TCP可靠性就是在对抗丢包，期望在丢包客观存在的背景下，也能够尽可能的传过去）。

为啥会出现 “丢包” 的情况？这个网络的路由器 / 交换机，不仅仅是给你这一次通信提供服务的，还要能支持千千万万的主机之间的同期；在整个网络中，就可能某个路由器 / 交换机，在某个时刻，突然负载量很高（短时间内可能有大量的数据包要经过这个设备转发）；但是要知道，一台设备能够处理的数据是有限的！！很可能瞬间的高负载超出了这个设备能转发的数据量的极限，此时多出来的部分，就无了，就被设备 “丢包” 了（丢包情况客观存在，啥时候会丢包，难以预测）。

超时重传就要解决丢包的问题，情景如下：发送方发了个数据之后，要等，等的时间里，收到ack报文（数据报在网络上传输，需要时间），如果等好久，ack还没等到，此时发送发就认为：数据的传输出现丢包了，当认为丢包之后，就会把刚才的数据包再传输一次（重传），等待的过程有一个时间的阈值（上限），就是超时。

如上图，主机A发送数据给主机B，在规定时间内，B没有收到数据，也就不会发送ack报文给主机A，这时，主机A 就会重新发送数据给主机B。

上面的过程中，是认为没有收到 ack报文就是丢包，其实这样的结论是有点小问题的；丢包，不一定是发的数据丢了，也可能是 ack报文丢了。（数据丢了，还是 ack 丢了，从发送方角度来看，就区分不了，但都是发送方没接收到 ack）。

上图是 ack报文丢了，但数据是实实在在的传输到主机B了，但这种情况还要进行重传吗？答案肯定是不行的，试想一下：发送的请求如果是扣款请求呢？那这样就扣了双份的钱，这就不符合逻辑的，问题也很严重。

所以如上图所示，数据传过来还要返回给主机A确认应答，只要接收方没有收到 ack，就会把发送过来的数据丢包，然后主机A 再次发送数据给主机B，知道主机B确认应答，发送ack给主机A了。

那接收方如何判断接收到的数据是重复的呢？

TCP socket 在内核中存在接收缓冲区（一块内存空间），发送方发来的数据，是要先放到接收缓冲区中的，然后应用程序调用 read / scanner.next 才能读到数据。（这里的读操作其实是读接收缓冲区）。

如图：当数据到达接收缓冲区的时候，接受方首先会先预判一下，看当前缓冲区中是否已经有这个数据了（或者这个数据曾经在接收缓冲区中存在过）。

如果已经存在或者存在过，就会直接把重复发来的数据丢弃掉，就能确保应用程序，调用 read / scanner.next 的时候，不会出现重复数据了。（毕竟当前是靠应用程序来进行“扣款”）

上面是判断数据是否存在过，接收方如何判断数据是否是 “重复数据”？

——核心判断依据：数据的序号

1、数据还在接受缓冲区里，还没被read走，此时，就拿着新收到的数据的序号，和缓冲区里的所有数据的序号对比一下，看看有没有一样的，有一样的就是有重复了，就可以把新收到的数据丢弃了。

2、数据在接收缓冲区中，已经被应用程序read走了，此时新来的数据序号直接无法再接受缓冲区查找，注意：应用程序读取数据的时候，是按照序号的先后顺序，连续读取的。

先读 1~1000 1001~2000 2001~3000

一定是先读序号小的数据，后读序号大的数据的（可以把接收缓冲区这个队列想象成带有优先级的阻塞队列）。

此时 socket api 中就可以记录上次读的最后一个字节序号是多少。比如上次读的最后一个字节的序号是 3000，新收到的一个数据包的序号是 1001，这个 1001 一定是之前已经读过的了。这个时候同样可以把这个新的数据包判定为 “重复的包” 直接丢弃。

上述谈到的 ack、重传、保证顺序、自动去重，都是 TCP 内置的，我们使用 TCP 的api 的时候，只需调用一个简单的代码：outputStream.write() ，上述功能就能都自动生效了，我们程序员需要操心的就少多了。但如果使用 UDP，上述这些问题就都得好好考虑了。

超时重传的时间阈值：

超时是会重传，重传也不是无限的重传，重传的过程也是有一定的策略的，如下：

1、重传次数是有上限的。重传到一定程度，还没有 ack ，就尝试重置连接，如果重置连接后，传输数据还是失败，就直接放弃。

2、重传的超时时间阈值也不是固定不变的，随着重传次数的增加，而增大（重传频率越来越低）。

经历了重传之后还是丢包，大概率是网络出现严重问题了。再怎么重传，也是白费劲，重传还有啥要重传，但是可以省点力气，少传两次。

举个例子：

假设一次网络通信过程中，丢包的概率是 10%（这个数字其实已经非常夸张了，实际使用网络过程中，如果出现这种情况，这就是非常严重的故障）。

那么顺利到达的概率是 90%，进行重传一次的概率：10% * 10% = 1%，两次传输包至少有一次能到达的概率：99%，随着重传次数的增加，包到达对方的概率也会大大增加。

如果这时候连续重传3、4次还丢包，只能说明当前丢包的概率太大了，远远不止 10%，这个时候意味着网络已经出现非常严重的故障了，再重传也意义不大，所以干脆就让它少传几次，省点力气（因为路都断了，再想从这个路上通过，势必就非常难了）。

例如直播app，直播的延迟，网络传输的的过程中就会有丢包现象，才有直播延迟这一现象，但也因为延迟，可以给程序留有更多的 “重传时间”。