网络原理-------TCP协议

文章目录

TCP协议
- TCP协议段格式
- TCP原理
- - 确认应答机制 (安全机制)
  - 超时重传机制 (安全机制)
  - 连接管理机制 (安全机制)
  - 滑动窗口 (效率机制)
  - 流量控制 (安全机制)
  - 拥塞控制 (安全机制)
  - 延迟应答 (效率机制)
  - 捎带应答 (效率机制)
- 基于TCP的应用层协议

TCP协议

TCP, 即 Transmission Control Protocol, 传输控制协议. 是要对数据进行一个详细的控制.

TCP协议段格式

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源/目的端口号: 表示数据是从那个进程来, 到哪个进程去.
32位序号: 它指示了TCP报文中第一个数据字节的序列号.
32为确认号: 表示接收方期望从发送方接收到的下一个字节的序号.
4位TCP报头长度: 表示TCP头部有多少个32bit (有多少个4字节); 所以TCP头部的最大长度为 15 * 4 = 60.
6位标志位:
- 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, 我们把携带FIN标识的称为结束报文段
16位窗口大小: 用于数据流的流量控制, 可以表示接收方可以接受的未确认数据的字节数量; 避免网络拥塞.
16位校验和: 发送端填充, CRC校验. 接收端校验不通过, 则认为数据有问题. 此处的校验和不光包含TCP首部, 也包含TCP数据部分.
16位紧急指针: 标识哪部分数据是紧急数据.

TCP原理

TCP对数据提供的管控机制, 主要体现在两个方面: 安全和效率.

这些机制和多线程的设计原则类似: 保证数据安全的前提下, 尽可能的提升传输效率.

确认应答机制 (安全机制)

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TCP将每个字节的数据都进行了编号, 即序列号.

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每一个ACK都带有对应的确认序列号，意思是告诉发送者，我已经收到了哪些数据；下一次你从哪里开
始发.

超时重传机制 (安全机制)

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主机A给主机B发送数据后, 可能因为网络拥堵等原因, 数据无法到达主机B

如果主机A在一个特定时间间隔内没有收到主机B发来的确认应答, 就会进行重传

但是主机A未收到主机B的确认应答也可能是因为ACK丢失了.

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因此TCP会收到很多重复的数据, 那么TCP协议需要识别出哪些包是重复的包, 并把重复的包丢弃掉.

这时用我们前面的确认号, 就可以很轻易的做到.

那么, 超时的时间该如何规定呢?

最理想的情况下, 找到一个最小的时间, 保证 “确认应答” 一定能在这个时间内返回.

但是这个时间的长短, 根据网络环境的不同, 是有差异的.

如果设定的时间太长, 会影响整体的重传效率.

如果设定的时间太短, 有可能会频繁发送重复的包.

TCP为了保证在任何环境下, 都能保持叫高性能的通信, 因此会动态计算这个最大超时时间.

Linux中（BSD Unix和Windows也是如此）,超时以500ms为一个单位进行控制, 每次超时重发的时间都是500ms的整数倍.

如果重发一次后, 仍然得不到应答, 等待2*500ms后在进行重传

如果仍得不到应答, 就等待4*500ms进行重传, 指数型递增.

累积到一定重传次数, TCP就会认为网络或对端主机出现异常, 强制关闭连接.

连接管理机制 (安全机制)

在正常情况下, TCP要经过三次握手建立连接, 四次挥手断开连接.

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客户端与服务器状态转化:

服务器[CLOSED -> LISTEN] 服务器调用listen后进入LISTEN状态, 等待客户端连接
客户端[CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用connect, 发送同步报文段
服务器[LISTEN -> SYN_RCVD] 一旦监听到连接请求 (同步报文段), 就将该连接放入内核等待队列中, 并向客户端发送SYN确认报文
客户端[SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect调用成功, 则进入ESTABUSHED状态, 开始读写数据
服务器[SYN_RCVD -> ESTABLISHED] 服务器一旦接收到客户端的确认报文, 就进入ESTABLISHED状态, 可以进行读写数据了
客户端[ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1] 客户主动调用close时, 向服务器发送结束报文段, 同时进入FIN_WAIT_1
服务器[ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接 (调用close), 服务器会收到结束报文段, 服务器返回确认报文段并进入CLOSET_WAIT
客户端[FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2] 客户端收到服务器对结束报文段的确认, 则进入FIN_WAIT_2, 开始等待服务器的结束报文段
服务器[CLOSE_WAIT -> LAST_ACK] 进入CLOSE_WAIT后说明服务器准备关闭连接 (需要处理完之前的数据), 当服务器真正调用close关闭连接时, 会向客户端发送FIN, 此时服务器进入LAST_ACK状态, 等待最后一个ACK到来
客户端[FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT] 客户端收到服务器发来的FIN (结束报文段), 进入TIME_WAIT, 并发出LAST_ACK
服务器[LAST_ACK -> CLOSED] 收到ACK彻底关闭连接
客户端[TIME_WAIT -> COSED] 客户端要等待一个2MSL (Max Se’gment Life, 报文最大生成时间) 的时间, 才会进入CLOSE状态

为什么TIME_WAIT的时间是2MSL?

MSL是TCP报文最大生存时间, 因此TIME_WAIT持续存在2MSL的话, 就能保证在两个传输方向上的未被接受或迟到的报文段都已消失 (否则服务器立即重启, 可能会收到来自上一个进程的迟到的数据, 但是这种数据可能是错误的, 延时, 重传, 或者乱序); 同时也是在理论上保证最后一一个报文可靠到达 (假设最后一个ACK丢失, 那么服务器会重新再发一个FIN, 这时虽然客户端不在了, 但是TCP连接还在, 依然可以重发LAST_ACK)

滑动窗口 (效率机制)

确认应答策略是, 对每个发送的数据段, 都要给一个ACK确认应答, 收到ACK后再发送下一个数据段. 这样的话就有一个很大的缺点, 就是性能较差, 尤其是数据往返时间较长的时候.

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既然这样一发一收的方式性能低, 那么我们一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能 (其实是将多个段的等待时间重叠在一起).

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窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值, 上图的窗口大小就是4000个字节 (四个段).
发送前四个字段的时候, 不需要等待任何ACK, 直接发送.
收到第一个ACK, 滑动窗口向后移动, 继续发送第五个的数据, 以此类推.
操作系统内核为了维护这个滑动窗口, 需要开辟 发送缓冲区 来记录当前还有哪些数据没有应答, 只有确认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉
窗口越大, 网络的吞吐率就越高

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那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论:

情况一: 数据包已经到达, ACK被丢了.

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这种情况下, 部分ACK丢了并不要紧, 因为可以通过后续的ACK进行确认;

**情况二:**数据包直接丢了

当某一段报文丢失后, 发送端会一直收到 “1001” 这样的ACK, 就是在提醒发送端;

如果发送端主机连续三次收到了同一个 “1001” 这样的回答, 就会将对应的 1001-2000 的数据重新发送;

这时候接收端接收到1001-2000的数据后, 返回的就是 “7001” 了, 因为 2001-7000 的数据接收端在之前就收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接受缓冲区中

这种机制被称为 “高速重发控制” (也叫 “快重传”)

流量控制 (安全机制)

接收端处理数据的速度是有限的, 如果发送方发送数据太快, 导致接收端的缓冲区被打满, 这个时候如果发送端继续发送数据, 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. 这个机制就叫流量控制 (Flow Control);

接收端将自己可以接受的缓冲区大小放入TCP首部中的 “窗口大小” 字段, 通过ACK通知发送端;

窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐率越高;

接收端一旦发现自己的缓冲区要满了, 就会将窗口大小设置为更小的值通知发送端;

发送端接收到这个小窗口大小后就会减慢自己的发送速度;

如果接收端发送缓冲区满了, 就会将窗口大小设置为0; 这时发送端就不再发送数据, 但是需要定期发送一个窗口探测数据段, 是接收端把窗口大小告诉发送端.

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接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? 回忆一下我们的TCP首部中, 有一个16位窗口字段, 就是存放了窗口大小信息;

那么问题来了, 16位数字最大表示65535, 那么TCP窗口最大就是65535吗?

并非如此, TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M, 实际窗口大小是窗口字段的值左移M位;

拥塞控制 (安全机制)

TCP引入慢启动机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的网络拥堵状态, 再决定按照多大的速度传输数据;

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此处引入一个概念为拥塞窗口;

发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1;

每次收到一个ACK应答, 拥塞窗口加一;

每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小作比较, 取较小的值作为实际发送的窗口;

像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. "慢启动"只是指初始时慢, 但是增长速度非常快.

为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍;

为此引入一个慢启动的阈值;

当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长

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当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值;

在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回一;

少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传; 大量的丢包我们就认为网络拥塞;

当TCP通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升; 随着网络发生拥堵, 吞吐量就会立刻下降;

总结一下:

拥塞控制, 就是TCP协议想尽可能把数据传输给对方, 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案.

延迟应答 (效率机制)

如果接受数据的主机立即返回ACK应答, 这时返回的窗口可能比较小:

假设接受端缓冲区为1M, 一次收到了500k的数据; 如果立刻应答, 返回的窗口就是500k;

但实际上可能处理端的处理速度很快, 10ms之内就把500k的数据从缓冲区消掉了;

在这种情况下, 接受处理端还远没达到自己的极限, 即使窗口再放大一些, 也能处理过来;

如果接收端稍微等一会儿再应答, 比如等待200ms, 那么这个时候返回的窗口大小就是1M;

窗口越大, 网络吞吐率就越大, 传输效率就越高. 我们的目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效率;

我们的方案是: