【计算机网络】总结复习（2）

tcp

tcp 工作在传输层可靠的数据传输服务，确保传输数据是无损坏，无间隔，非冗余按序

一些知识点

服务端最大并发 TCP 连接数远不能达到理论上限，会受以下因素影响：
- 文件描述符限制，每个 TCP 连接都是一个文件，如果文件描述符被占满了，会发生 Too many open files。Linux 对可打开的文件描述符的数量分别作了三个方面的限制：
  - 系统级：当前系统可打开的最大数量，通过 cat /proc/sys/fs/file-max 查看；
  - 用户级：指定用户可打开的最大数量，通过 cat /etc/security/limits.conf 查看；
  - 进程级：单个进程可打开的最大数量，通过 cat /proc/sys/fs/nr_open 查看；
- 内存限制，每个 TCP 连接都要占用一定内存，操作系统的内存是有限的，如果内存资源被占满后，会发生 OOM
TCP 和 UDP 可以使用同一个端口。
在数据链路层中，通过 MAC 地址来寻找局域网中的主机。在网际层中，通过 IP 地址来寻找网络中互连的主机或路由器。在传输层中，需要通过端口进行寻址，来识别同一计算机中同时通信的不同应用程序。
传输层有两个传输协议分别是 TCP 和 UDP，在内核中是两个完全独立的软件模块。
根据IP 包头的「协议号」字段知道该数据包是 TCP/UDP，送给 TCP/UDP 模块的报文根据「端口号」确定送给哪个应用程序处理

三次握手

在这里插入图片描述
三次握手原因：

阻止重复历史连接初始化
网络阻塞的情况下可能与历史报文进行连接
同步双方的序号
避免资源浪费

每次建立连接初始化序列号均不同，采用随机数+当前时间作为种子的随机数，避免历史连接和syn 伪造

第1次握手丢失

tcp_syn_retries 为 3
当syn 重传次数达到最大重传次数，再等待一段时间（时间为上一次超时时间的 2 倍），如果还是没能收到服务端的第二次握手（SYN-ACK 报文），那么客户端就会断开连接。

第2次握手丢失

tcp_synack_retries 为 5
客户端与服务端均会重传
客户端syn 未收到ack ，情况同第一次握手
服务端报文中包含syn 也需要重传，重传次数由tcp_synack_retries决定

第3次握手丢失

tcp_synack_retries 为 5
服务端会重传
服务端报文中包含syn 也需要重传，重传次数由tcp_synack_retries决定，直至超过重传次数或收到确认

syn 攻击

伪造不同ip的syn 报文，服务端收到会发送synack，将连接添加半连接队列，但由于收不到ack应答会占满半连接队列，导致服务端无法建立连接

避免方法：

增大tcp半连接队列阈值（增大 net.ipv4.tcp_max_syn_backlog，增大 net.core.somaxconn）
开启 net.ipv4.tcp_syncookies：开启 syncookies 功能就可以在不使用 SYN 半连接队列的情况下成功建立连接，相当于绕过了 SYN 半连接来建立连接
减少 SYN+ACK 重传次数（tcp_synack_retries）

已经建立连接收到syn

如果四元组不同，服务端会认为是一个新的连接进行建立，旧连接由于长时间无应答开启keep alive 探测关闭。
四元组相同，由于seq 与期待ack 不符，会回复rst

没有accept可以建立连接吗

每一个socket执行listen时，内核都会自动创建一个半连接队列和全连接队列。
第三次握手前，TCP连接会放在半连接队列中，直到第三次握手到来，才会被放到全连接队列中。
accept方法只是为了从全连接队列中拿出一条连接，本身跟三次握手几乎毫无关系。
出于效率考虑，虽然都叫队列，但半连接队列其实被设计成了哈希表，而全连接队列本质是链表。
全连接队列满了，再来第三次握手也会丢弃，此时如果tcp_abort_on_overflow=1，还会直接发RST给客户端。
半连接队列满了，可能是因为受到了SYN Flood攻击，可以设置tcp_syncookies，绕开半连接队列。
客户端没有半连接队列和全连接队列，但有一个全局hash，可以通过它实现自连接或TCP同时打开。

四次挥手

在这里插入图片描述

客户端打算关闭连接，此时会发送一个 TCP 首部 FIN 标志位被置为 1 的报文，也即 FIN 报文，之后客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。
服务端收到该报文后，就向客户端发送 ACK 应答报文，接着服务端进入 CLOSE_WAIT 状态。
客户端收到服务端的 ACK 应答报文后，之后进入 FIN_WAIT_2 状态。
等待服务端处理完数据后，也向客户端发送 FIN 报文，之后服务端进入 LAST_ACK 状态。
客户端收到服务端的 FIN 报文后，回一个 ACK 应答报文，之后进入 TIME_WAIT 状态
服务端收到了 ACK 应答报文后，就进入了 CLOSE 状态，至此服务端已经完成连接的关闭。
客户端在经过 2MSL 一段时间后，自动进入 CLOSE 状态，至此客户端也完成连接的关闭。

第1次挥手丢失

重传 FIN 报文，重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制，如果超过重传次数，客户端直接进入close 状态

第2次挥手丢失

客户端变成 fin_wait_1,服务端变成close_wait。客户端重传fin 报文（tcp_orphan_retries），如果超过重传次数，客户端直接进入close 状态

第3次挥手丢失

服务端变成last_ack,服务端就会重发 FIN 报文，重发次数仍然由 tcp_orphan_retries 参数控制，这与客户端重发 FIN 报文的重传次数控制方式是一样的。如果超过重传次数，服务端会断开连接
客户端变成fin_wait_2 ，如果在tcp_fin_timeout 时间没有收到第三次挥手，客户端会断开连接

第4次挥手丢失

linux 系统time_wait 会持续2msl进入关闭状态
第四次的ack 丢失，服务端状态为last_ack，客户端为time_wait 。服务端会不断重发fin 报文次数由 tcp_orphan_retries控制。当客户端收到fin报文2msl 会重新计时，直至超过重传次数然后2msl后客户端关闭，服务端关闭

收到乱序fin 如何处理

在 FIN_WAIT_2 状态时，如果收到乱序的 FIN 报文，那么就被会加入到「乱序队列」，并不会进入到 TIME_WAIT 状态。

根据seq序号来判断，等再次收到前面被网络延迟的数据包时，会判断乱序队列有没有数据，然后会检测乱序队列中是否有可用的数据，如果能在乱序队列中找到与当前报文的序列号保持的顺序的报文，就会看该报文是否有 FIN 标志，如果发现有 FIN 标志，这时才会进入 TIME_WAIT 状态。

time_wait

time_wait 2msl 原因：
msl 是报文的最大生存时间，msl 确保历史报文已经自然消亡。设置2msl 是网络中可能存在来自发送方的数据包，当这些发送方的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应，所以一来一回需要等待 2 倍的时间。而且2msl 相当于允许ack 丢失一次，fin 再次发送。

time_wait 状态存在的原因：防止历史连接被接受，2msl 确保历史报文已经自动消亡。确保被动关闭方正确关闭。

time_wait 过多会导致，系统资源占用，和端口资源占用
客户端主动发起，无法再与相同四元组建立连接
服务端主动发起，不会导致端口资源受限，它只监视一个端口，但是过多连接会占用系统资源比如fd，内存，cpu等

服务端time_wait 过多：
http（只要有一端没有使用）没有使用长连接，服务端会主动关闭
http 长连接超时：nginx 就会启动一个「定时器」，如果客户端在完后一个 HTTP 请求后，在一定时间内都没有再发起新的请求，定时器的时间一到，nginx 就会触发回调函数来关闭该连接，那么此时服务端上就会出现 TIME_WAIT 状态的连接。
http长连接连接请求达到上限，nginx 会主动关闭长连接

服务端close_wait 过多：
意味着服务端作为被动关闭方没有调用close函数
一个普通的 TCP 服务端的流程：

创建服务端 socket，bind 绑定端口、listen 监听端口
将服务端 socket 注册到 epoll
epoll_wait 等待连接到来，连接到来时，调用 accpet 获取已连接的 socket
将已连接的 socket 注册到 epoll
epoll_wait 等待事件发生
对方连接关闭时，我方调用 close
若没有调用close 大概率是代码写的有问题

time_wait 后收到syn
如果双方开启了时间戳机制：

如果客户端的 SYN 的「序列号」比服务端「期望下一个收到的序列号」要大，并且SYN 的「时间戳」比服务端「最后收到的报文的时间戳」要大。那么就会重用该四元组连接，跳过 2MSL 而转变为 SYN_RECV 状态，接着就能进行建立连接过程。
如果客户端的 SYN 的「序列号」比服务端「期望下一个收到的序列号」要小，或者SYN 的「时间戳」比服务端「最后收到的报文的时间戳」要小。那么就会再回复一个第四次挥手的 ACK 报文，客户端收到后，发现并不是自己期望收到确认号，就回 RST 报文给服务端。

在 TIME_WAIT 状态，收到 RST 会断开连接吗？

如果 net.ipv4.tcp_rfc1337 参数为 0，则提前结束 TIME_WAIT 状态，释放连接。
如果 net.ipv4.tcp_rfc1337 参数为 1，则会丢掉该 RST 报文。

tcp_tw_reuse 为什么默认是关闭
net.ipv4.tcp_tw_reuse，如果开启该选项的话，客户端（连接发起方）在调用 connect() 函数时，如果内核选择到的端口，已经被相同四元组的连接占用的时候，就会判断该连接是否处于 TIME_WAIT 状态，如果该连接处于 TIME_WAIT 状态并且 TIME_WAIT 状态持续的时间超过了 1 秒，那么就会重用这个连接，然后就可以正常使用该端口了。所以该选项只适用于连接发起方。
net.ipv4.tcp_tw_recycle，如果开启该选项的话，允许处于 TIME_WAIT 状态的连接被快速回收，该参数在 NAT 的网络下是不安全的。因为内网和外网，复用同一个ip 相同的四元祖，会影响其他连接

历史 RST 报文可能会终止后面相同四元组的连接，因为 PAWS 检查到即使 RST 是过期的，也不会丢弃。
如果第四次挥手的 ACK 报文丢失了，有可能被动关闭连接的一方不能被正常的关闭;

关闭函数

关闭函数有两种close 和 shutdown
close 同时socket关闭发送方和接受方。如果多个线程共享同一个socket 当引用次数为0 ，发送fin 报文
shutdown 函数，指定关闭发送方向不关闭读取，若多个线程共享同一个socket ，shutdown不管引用技术直接使socket不可用，发出fin 报文
指定关闭读取不关闭发送，不会fin报文

四次挥手可以变成三次吗

当被关闭方没有数据要发送，且开启延迟确认的机制，那么ack 和 fin 就会合并发送，出现三次挥手。
延迟确认：
解决ack 传输效率过低的问题，linux 系统中打开tcp_quickack

tcp 重传，滑动窗口，流量控制，拥塞控制

tcp 是通过序列号、确认应答、重发控制、连接管理以及窗口控制等机制实现可靠性传输的。

tcp 重传

当对端在指定时间内没有收到确认报文，便会进行超时重传
sack 选择性重传，收到三次相同的ack 便会重发

滑动窗口+流量控制

一种累积应答方式
根据可用窗口进行调整发送速率
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零窗口情况：
接收方向发送方通告窗口大小时，是通过 ACK 报文来通告的。
TCP 为每个连接设有一个持续定时器，只要 TCP 连接一方收到对方的零窗口通知，就启动持续计时器。
如果持续计时器超时，就会发送窗口探测 ( Window probe ) 报文，而对方在确认这个探测报文时，给出自己现在的接收窗口大小。
小窗口问题：
当窗口<min（mss,缓存空间/2），会发送零窗口
当发送方发送小数据，使用nagle 算法，思路是延时处理，只有满足下面两个条件中的任意一个条件，才可以发送数据：
条件一：要等到窗口大小 >= MSS 并且数据大小 >= MSS；
条件二：收到之前发送数据的 ack 回包；

拥塞控制

对网络流量进行控制，避免发送方的数据填充整个网络
通过控制拥塞窗口控制网络的流量，♟策略包括慢启动，拥塞避免，快速重传，超时重传
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tcp 快速建立连接

打开fast open ，会产生cookie，再次连接利用cookie 进行连接（cookie 未过期）

一些故障

进程崩溃

TCP 的连接信息是由内核维护的，所以当服务端的进程崩溃后，内核需要回收该进程的所有 TCP 连接资源，于是内核会发送第一次挥手 FIN 报文，后续的挥手过程也都是在内核完成，并不需要进程的参与，所以即使服务端的进程退出了，还是能与客户端完成 TCP四次挥手的过程

已经连接客户端故障

如果没有开启tcp keepalive 机制，服务端一直处于established 状态占用资源
开启keep alive ，一段时间后服务端会发送探测报文
若对端正常，回复报文，保活时间会重置，重新计时
若对端故障重启，能够相应但是信息不匹配，会产生rst 报文重置连接
若故障，无法接受报文，超过探测次数tcp会宣告死亡

查看网络状态的一些命令

ss 查看tcp 全连接队列的情况
listen 状态：
Recv-Q：当前全连接队列的大小，也就是当前已完成三次握手并等待服务端 accept() 的 TCP 连接；
Send-Q：当前全连接最大队列长度；
established：
Recv-Q：已收到但未被应用进程读取的字节数；
Send-Q：已发送但未收到确认的字节数；

netstat -s ｜ grep “SYNs to LISTEN”
查询tcp 因半连接队列溢出而丢弃