传输层重点协议

1.TCP协议

TCP，即Transmission Control Protocol，传输控制协议。人如其名，要对数据的传输进行一个详细的控制。

TCP协议段格式

源/目的端口号：表示数据是从哪个进程来，到哪个进程去；
32位序号/32位确认号：
4位TCP报头长度：表示该TCP头部有多少个32位bit（有多少个4字节）；所以TCP头部最大长度是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

5.16位窗口大小：

6.16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。此处的检验和不光包含TCP首部，也包含TCP数据部分。

7.16位紧急指针：标识哪部分数据是紧急数据；

8.40字节头部选项：

2.TCP原理

TCP对数据传输提供的管控机制，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：保证数据传输安全的前提下，尽可能的提高传输效率。

确认应答机制（安全机制）

TCP将每个字节的数据都进行了编号，即为序列号。

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）

主机A发送数据给B之后，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B发来的确认应答，就会进行重发；

但是，主机A未收到B发来的确认应答，也可能是因为ACK丢失了；

因此主机A会收到很多重复数据。那么TCP协议需要能够识别出那些包是重复的包，并且把重复的丢弃掉。这时候我们可以利用前面提到的序列号，就可以很容易做到去重的效果。

那么，如果超时的时间如何确定？

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，随着网络环境的不同，是有差异的。
如果超时时间设的太长，会影响整体的重传效率；
如果超时时间设的太短，有可能会频繁发送重复的包；

TCP为了保证无论在任何环境下都能比较高性能的通信，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，每次判定超时重发的超时时间都是500ms的整数倍。
如果重发一次之后，仍然得不到应答，等待 2*500ms 后再进行重传。
如果仍然得不到应答，等待 4*500ms 进行重传。依次类推，以指数形式递增。
累计到一定的重传次数，TCP认为网络或者对端主机出现异常，强制关闭连接。

连接管理机制（安全机制）(TCP如何建立连接，TCP如何断开连接)

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

TCP本来都已经保证可靠传输了，为啥还得三次握手，握2次，握4次行不行？

三次握手就是在投石问路，确认当前网络环境是否具备能够进行可靠传输，如果网络不通畅，后续会出现大规模丢包和重传，三次握手也是在进一步验证，通信双方发送能力和接收能力是否都正常。协商一些重要参数。

如果握俩次会出现以下情况：

很明显俩次握手不会保证通信正常！

如果握四次会出现效率太低：

四次挥手：

当客户端触发FIN之后，服务器只要收到FIN,就会立即返回ACK(内核完成的)

当服务器的代码中运行到socket.close()操作的时候，就会触发FIN~

谁主动断开连接，谁进入TIME_WAIT

建立连接，一定是客户端主动发起，断开连接，可能是客户端，也可能是服务器主动发起

TIME_WAIT这个状态会脱离进程存在，存在的目的就是为了处理最后一个ACK丢包之后重传问题

传输的过程中，任意的包都是可能会丢的~

其中第一组FIN或者ACK丢了，此时A都是没有收到ACK,A就会重传FIN

其中第二组FIN或者ACK丢了，此时B都是没有收到ACK,B就会重传FIN

因此A这边回复完最后一个ACK之后，不着急释放，先等一等

等一段时间之后，确保当前FIN不被重传了，然后才真的释放连接。

TIME_WAIT等待的时间叫做2MSL(MSL就是网络俩点之间消耗的最大时间)

此处的MSL的值也是可以配置的。

服务端状态转化：

[closed -> listen] 服务器端调用listen后进入listen状态，等待客户端连接；
[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。
[syn_rcvd -> established] 服务端一旦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。
[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close_wait；
[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（这个ack是客户端确认收到了fin）
[last_ack-> closed] 服务器收到了对fin的ack，彻底关闭连接。

客户端状态转化：

[closed-> syn_sent] 客户端调用connect，发送同步报文段；
[syn_sent -> established] connect调用成功，则进入established状态，开始读写数
据；
[established -> fin_wait_1] 客户端主动调用close时，向服务器发送结束报文段，同时
进入fin_wai_1t；
[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；
[fin_wait_2-> time_wait] 客户端收到服务器发来的结束报文段，进入time_wait，并发
出last_ack；
[time_wait-> closed] 客户端要等待一个2MSL（Max Segment Life，报文最大生存时
间）的时间，才会进入closed状态。

CLOSE_WAIT
一般而言，对于服务器上出现大量的 CLOSE_WAIT 状态，原因就是服务器没有正确的关闭 socket，导致四次挥手没有正确完成。这是一个 BUG。只需要加上对应的 close 即可解决问题。

滑动窗口（效率机制）

刚才我们讨论了确认应答策略，对每一个发送的数据段，都要给一个ACK确认应答。收到ACK后再发送下一个数据段。这样做有一个比较大的缺点，就是性能较差。尤其是数据往返的时间较长的时候。

改进：

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）。
发送前四个段的时候，不需要等待任何ACK，直接发送；
收到第一个ACK后，滑动窗口向后移动，继续发送第五个段的数据；依次类推；
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，则网络的吞吐率就越高；

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：数据包已经抵达，ACK被丢了。

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：数据包就直接丢了。

这个主机A连续发了很多数据，

1-1000
1001-2000 在这个过程中,虽然B在不停的收到新的数据
2001-3000 但是B一直在向A索要1001这个数据~~
在B反复的几次ACK都是在索要1001之后,此时A就明白了1001这个数据怕是丢了~~

就会触发重传机制~~
此时就会把1001进行重传~~
一旦把1001重传了之后,此时主机B就把缺失的这块数据给填补上了~~返回的就是7001了.
是否要返回2001 ??不需要的~~7001其实就涵盖了之前收到的一系列数据~~
当B一直返回1001的时候,A仍然在努力的往后发数据.
虽然B嘴上要的是1001，但是B的心里仍然默默的把A付出的这些数据都记住了~~
当1001这里填补上之后,B检查自己的接收缓冲区,就发现,7001之前的数据都齐了于是返回的ACK就直接是7001了~~

当某一段报文段丢失之后，发送端会一直收到 1001 这样的ACK，就像是在提醒发送端 "我想要的是 1001" 一样；
如果发送端主机连续三次收到了同样一个 "1001" 这样的应答，就会将对应的数据 1001 -2000 重新发送；
这个时候接收端收到了 1001 之后，再次返回的ACK就是7001了（因为2001 - 7000）接收端其实之前就已经收到了，被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中；

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）
对滑动窗口进行了制约
滑动窗口窗口越大,就认为传输速率越高~~滑动窗口也不是越大就越好.
可靠性是第一要务I如果发的太快,接收方顶不住了，,额外发出去的数据大概率还是要丢包=>触发了超时重传.….
也不是越大越好，一定是合适才是最好的~~
发送方的发送速率要和接收方的处理速率相匹配.
流量控制,主要是根据接收方处理数据的能力,来制约发送方的滑动窗口大小.发送方的滑动窗口大小是变化的(不是固定)
如何衡量接收方的处理速率?处理的速率取决于应用程序,调用socket api读数据的速度~~

接收端处理数据的速度是有限的。如果发送端发的太快，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，就会造成丢包，继而引起丢包重传等等一系列连锁反应。
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。这个机制就叫做流量控制（Flow
Control）；

这里就用到数据结构中的阻塞队列，和生产者消费者的阻塞队列一样起到缓冲作用。

接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 "窗口大小" 字段，通过ACK端通知发送端；
窗口大小字段越大，说明网络的吞吐量越高；
接收端一旦发现自己的缓冲区快满了，就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端；
发送端接受到这个窗口之后，就会减慢自己的发送速度；
如果接收端缓冲区满了，就会将窗口置为0；这时发送方不再发送数据，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。

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢？回忆我们的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字节么？
实际上，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）

A和B之间通过这一系列的设备进行转发传输~~
A到B之间的通信,一方面会受到B的处理能力的影响
一方面也会受到中间的转发节点的处理能力的影响~~

相比于流量控制,拥塞控制是更复杂的~~

流量控制只考虑接收端一个人~~

拥塞控制考虑整个链路.这个链路上有多少个设备,这些设备都是啥情况??相当复杂的话题~~

由于这个中间的链路非常复杂.
拥塞控制的解决方案,是吧中间的整个链路视为一个整体~~通过“实验”的方式,找到一个合适的发送窗口大小~~
不断的尝试不同的窗口大小,在保证可靠性(不丢包)的前提下，尽可能的提高发送速度~~

拥塞控制会设置出一个"拥塞窗口”这样的指标.通过拥塞窗口来影响到滑动窗口的窗口大小~~
拥塞窗口也是动态变化的.刚开始用一个比较小的值(让发送方发的慢点)如果通信非常顺利,也没有丢包,就会逐渐放大拥塞窗口~~
加快发送的速度.同时密切监测丢包情况.如果加到一定程度了，发生丢包,意思就是网络链路已经顶不住~～立即再减小窗口大小让速度再慢下来如果不丢包了，再逐渐加码~~~反复重复上述过程,拥塞窗口就会逐渐稳定到某个合适的值上~~
这样的动态变化是非常有意义的~～网络环境非常复杂~~导致进行网络传输的时候很容易出现一些突然情况~~

拥塞控制会影响到滑动窗口

流量控制也影响滑动窗口~

虽然TCP有了滑动窗口这个大杀器，能够高效可靠的发送大量的数据。但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据，仍然可能引发问题。
因为网络上有很多的计算机，可能当前的网络状态就已经比较拥堵。在不清楚当前网络状态下，贸然发送大量的数据，是很有可能引起雪上加霜的。
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；

流量控制:限制滑动窗口大小（根据接收方的处理能力，接收方的接收缓冲区剩余空间大小）

拥塞控制：限制滑动窗口大小（根据发送方接收中间的传输链路的拥堵情况，来确定的）

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，吞吐量会立刻下降；

拥塞控制，归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方，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）

如果接收数据的主机立刻返回ACK应答，这时候返回的窗口可能比较小。