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一、TCP报头结构
二、确认应答机制
三、超时重传机制
四、连接管理机制
五、滑动窗口
六、拥塞控制
七、应答策略
一、TCP报头结构
TCP全称为传输控制协议（Transmission Control Protocol），数据在传输过程需要严格的控制
TCP协议段落格式
4位TCP报头长度：表示该TCP头部有多少个32位bit，TCP报头的最大长度是 15 * 4B = 60B；TCP报头的标准长度是20字节，即在通信时拿到TCP数据后会先读取20个字节，将其转换成一个结构化数据之后，从标准报头中提取4位首部长度，得到完整报头长度(20~60字节)
完整报头 = 标准报头 + 选项
6个标志位：
- FIN：通知对方，本端要关闭了，携带FIN标识的是结束报文段
- SYN：请求建立连接，携带SYN标识的是同步报文段
- RST：对方要求重新建立连接，携带RST标识的是复位报文段
- PSH：催促接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走
- ACK：确认序号是否有效
- URG：紧急指针是否有效
16位检验和：发送端填充，CRC校验。接收方校验不通过，则数据丢弃。此处的检验和不光包含TCP首部，还包含TCP数据
16位紧急指针：紧急数据（1字节）的偏移量
32位序号&&32位确认信号：发送数据的编号&&应答数据的编号，防止数据丢包和乱序
16位窗口大小：填入自己的接收缓冲区的剩余空间的大小，让对方控制数据发送速度（流量控制）
由于TCP是面向字节流传输，故TCP报头里面不包含有效载荷的长度。
TCP数据解包过程（传输层 ---> 应用层，报头和有效载荷分离）
TCP添加报头和UDP类似，将数据拷贝之后，在数据的前端添加结构化数据。
二、确认应答机制
网络传输和本地传输的本质区别就是数据的传输距离变长，这就引发了数据传输的可靠性问题。
当数据的传输距离变长，就容易出现丢包、乱序、校验错误、重复等情况，这些就是不可靠问题。
在网络通信中，如何确定通信的可靠性？收到应答，才能100%确定对方收到信息！
双方通信中，一定存在最新的消息，没有应答——最新的消息无法保证可靠性！
让最新的信息作为确认信息，保证历史信息的可靠性。
无论是是client向server发数据，还是server向client发数据，每一条数据都需要应答（单一数据应答或者批量数据应答）
数据应答的顺序和数据发送的顺序一样吗？未必一样，故每条数据都需要编号，来使每条应答都能对应到发送的数据（防止乱序和丢包）
确认应答&&确认序号：接收方已经收到了ACK序号之前的所有（连续）的报文
序号&&确认序号，为什么要有两组信号？全双工，从TCP协议角度，client端和server端地位对等，通信本质都是数据的发送和应答（不再是请求和响应）
通信双方都有自己的发送缓冲区和接收缓冲区，以实现全双工通信
接收缓冲区的本质是一个队列queue，保证数据的按序到达
TCP报文也是有类型的！
TCP的报文通过6个标志位区分类型，服务器会收到各种各样的TCP报文，根据报文的不同类型做不同处理。
- SYN：同步序标志，进行三次握手建立连接
- FIN：结束序号标志，进行四次挥手断开连接
- ACK：确认信号标志，在3次握手成功之后，所有通信数据报的ACK都置1，承担对历史数据报可靠性的确认
- PSH：推送序号标志，催促接收方尽快读取数据（尽可能让read/recv执行）
- URG：紧急序号标识，需要被特殊处理的数据（尽快读取，插队处理），由紧急指针表示偏移量，紧急指针指向的数据只有1字节（进行TCP通信之外的管理工作）
- RST：复位标志位，reset，处理双方链接认知不一致问题，使链接重新建立
三、超时重传机制
- 数据丢包：主机A给主机B发送数据之后，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在一个特定的时间间隔内没有收到主机B的确认应答，就会重发数据。
- 应答丢包：主机A给主机B发送数据成功，但是主机B收到数据之后发送给主机A的确认应答丢包了，导致了主机A在特定的时间间隔内没有收到主机B的确认应答，主机A仍会重发数据。
在发送方发送数据之后，在特定的时间间隔内没有收到确认应答，于是重发数据，这就是超时重传机制。其实发送过程中的数据究竟有没有丢包，发送方并不知道，所以策略就是超时没有收到确认应答就认为是丢包了。
因此接收方很可能会收到很多重复数据，那么怎么处理呢？因此TCP需要能够识别处重复的数据报，并且把重复数据丢弃，这就需要通过数据序号去重。
发送方发出去的数据，不能立刻移除，而是必须维持一段时间（收到确认应答之后再移除），数据维持在哪里？发送缓冲区。（计算里的数据移除，通常是覆盖，通过标志位限制缓冲区的有效性）
在超时重传机制中，特定的时间间隔与网络通信的效率相关联，我们如何设置确认信号的超时等待时间呢？最理想的情况下，找到一个最小的时间间隔，保证正常通信的确认应答信号一定能够在这个时间内返回。但是这个时间的长短，随着网络环境的不同，存在差异。
- 如果超时时间设置太长，会影响整体的数据重传效率
- 如果超时时间设置太短，有可能会频繁的发送重复的数据包
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
四、连接管理机制
服务端状态转换：
- [CLOSE -> LISTEN]：服务端调用 listen 后进入LISTEN监听状态，等待客户端连接
- [LISTEN -> SYN_RCVD]：服务端一旦监听到连接请求（同步报文段），就将该连接仿佛内核等待队列中，并向客户端发送SYN+ACK
- [SYN_RCVD -> ESTABLISHED]：服务端一旦收到客户端的确认报文，就进入ESTABLISHED状态，接下来就可以进行通信了
- [ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT]：当客户端主动关闭连接（调用close），服务端会收到结束报文段，服务器返回确认报文并进入CLOSE_WAIT状态
- [CLOSE_WAIT -> LAST_ACK]：进入CLOSE_WAIT状态后说明服务器准备关闭连接（需要处理尚未处理完的数据），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
- [LAST_ACK -> CLOSED]：服务器受到了客户端对于与FIN的ACK，彻底断开连接
客户端状态转换：
- [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_WAIT_1状态
- [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
建立连接：三次握手
DDOS攻击：也称肉鸡攻击，黑客将木马病毒大量散播，潜入肉鸡电脑，设置时间在某一时刻同时对某一服务器发起请求，造成服务器资源耗尽而崩溃。
断开连接：四次握手
四次挥手动作完成，主动断开连接的一方为什么会维持一段时间的TIME_WAIT状态？
- 保证最后一个ACK尽可能被对方收到
- 双方在断开连接的时候，有可能网络中还有滞留的报文，保证滞留报文消散
TIME_WAIT状态一般维持多长时间的TIME_WAIT状态呢？2*MSL，MSL是单向传输数据时消耗的最大时间。
服务器有时候可以立即重启，有时候无法立即重启（bind error），为什么？因为有时候server是主动断开连接的一方，结束通信后进入TIME_WAIT状态。
在server的TCP连接没有完全断开之前不允许重新监听，某些情况下是不合理的：
- 服务器需要处理非常大量的客户端的连接（每个连接的生存时间可能很短，每秒都有很大数量的客户端来请求）
- 这个时候如果有很多客户端不活跃，就需要被服务器主动关闭连接清理掉，就会产生大量的TIME_WAIT状态连接
- 由于对服务器的请求量很大，就可能导致TIME_WAIT状态的连接数很多，每个连接都会占用一个通信五元组（源IP，目的IP，源端口，目的端口，协议），其中服务器的IP和端口是固定的，如果新来的客户端连接的IP和端口号和TIME_WAIT占用的连接重复了，就会问题。
那么我们怎么解决TIME_WAIT状态引起的bind失败问题呢？
在socket套接字创建之后，使用socketopt()设置socket描述符的选项SO_REUSEADDR为1，表示允许创建端口号相同但是IP地址不同的多个socket描述符。
int opt = 1;
setsocketopt(listenfd, SOL_SOCKET, SO_REUSERADDR, &opt, sizeof(opt));对于服务器上出现大量的TIME_WAIT状态连接，原因就是服务器没有正确close(socket)，导致四次挥手没有正常完成，这是一个BUG，需要给每次连接加上正确的close()。
五、滑动窗口
流量控制：接收端处理数据的速度是有限的，如果发送端发送太快导致接收端的缓冲区被写满，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等一些列连锁问题。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。
- 接收端将自己剩余的接收缓冲区大小放入TCP首部的“窗口大小”字段，通过ACK通知发送端
- 窗口大小字段越大，说明网络的吞吐量越高
- 接收端一旦发现自己的缓冲快满了，就会将窗口大小设置为一个更小的值发送给发送端，发送端读取到这个窗口大小信息之后，就会减慢发送速度
- 如果接收端的接收缓冲区写满了，就会将窗口大小设置为0，这时发送端不再发送数据，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
那么第一次数据的发送，发送端如何知道接收端的窗口大小呢？三次握手。
在TCP首部中，有16位窗口大小字段，那么16位数字表示最大范围就是65535字节吗？实际上，TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口大小扩大因子M，实际窗口大小是窗口字段的值左移M位。
TCP协议有确认应答机制，对每一个发送的数据段，都要给一个ACK确认应答，收到ACK应答之后再发送下一个数据段，这样就出现了一个缺陷，就是性能较差，尤其是数据往返的时间较长的情况下。
既然串行一发一收的方式性能较低，那么我们就采用并行发送多条数据，再等待多条数据应答的策略，这样就大大的提高了性能（将多个数据段的等待应答时间重叠在一起）。
- 窗口大小就是指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3000个字节（假设每个段1000字节）
- 发送前三个段的时候，无需等待确认应答，直接连续发送
- 收到第一个ACK之后，滑动窗口向右移动，继续发送第四个段，依次类推
- OS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，才能从缓冲区删除
- 窗口越大，代表网络的吞吐量越高
在TCP通信过程中，数据分为三种状态：①已经发送并且收到确认应答；②正在发送但是尚未收到确认应答；③没有发送。
滑动窗口里的数据正是第②中状态的数据，已经发送但是尚未收到应答。
窗口的初始大小怎么设置？未来怎么变化？ 滑动从窗口的大小与对方的接收能力有关，未来无论怎么滑动，都要保证对方能够正常接收。
窗口一定向右滑动吗？会向左滑动吗？由于左边是已经发送且收到确认应答的数据（需要删除），所以窗口一定不会向左滑动，但是不一定向右滑动，可能长时间保持不动。
窗口大小会一直不变吗？窗口大小是浮动变化的，可能会不变，但不会一直不变，变化的依据是对方的接收能力，当对方的接收缓冲区写满了，窗口大小变为0。
滑动窗口的丢包处理：
- 数据没丢，应答丢包
- 数据丢包
序号&&确认序号也用于支持滑动窗口的规则制定！
我们发送的数据在尚未收到应答之前，需要暂时保证起来以支持超时重传，数据保存在哪？滑动窗口之中！
滑动窗口一直向右滑动，空间不够了怎么办？实际上，滑动窗口数组空间是一个循环队列结构。
六、拥塞控制
TCP的可靠性不仅考虑双方主机的问题，还要考虑网络的问题。
如果数据丢包是双方主机的问题，那么会采用超时重传机制；如果数据丢包是网络问题，则不会进行超时重传。
虽然TCP协议通过滑动窗口能够高效可靠的发送大量数据，但是如果在刚开始阶段就发送大量数据仍然可能引发问题。因为网络上有很多计算机，可能当前网络已经进入拥塞状态了，在不清楚当前的网络状态时就贸然发送大量数据，是会加重网络拥塞的。
因此TCP协议引入慢启动机制，在不清楚当前网络状态的情况下，先发送少量数据试探当前网络的拥堵情况，再决定按多快的速度传输数据。
此处引用一个概念是拥塞窗口：
- 开始发送的时候，定义拥塞窗口大小为1，用于试探网络的拥堵状况
- 每次收到一个ACK应答，拥塞窗口+1
- 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做比较，取较小的值作为实际发送的窗口
如此可见，拥塞窗口的增长速度是指数级的，慢启动只是初始速度慢，但是增长速度非常快。
为了不让增长速度过快，因此不能使拥塞窗口每次都是单纯的翻倍。于是设置了一个慢启动的阈值，当拥塞窗口超过阈值的时候，不再按照指数方式增长，而是按照线性方式增长。
- 当TCP启动的时候，慢启动阈值等于窗口的最大值
- 当每次发送网络拥塞时，慢启动的阈值降为原来阈值一半，同时拥塞窗口置回1
少量的丢包，触发超时重传机制；大量的丢包，触发拥塞控制机制。
当TCP通信开始后，网络吞吐量会逐渐上升，随着网络发送拥堵，吞吐量立即下降。
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。
七、应答策略
延迟应答
如果接收主机立刻返回ACK应答，这时候返回的窗口可能比较小
- 假设接收缓冲区为1M，一次收到500K的数据，如果立刻应答，返回的窗口就是500K
- 但是实际上可能处理端对数据的处理速度很快，10ms之内就把数据从缓冲区消费掉了
- 在这种情况下，接收端处理还远没有达到自己的极限，即使窗口再放大一些，也能处理过来
- 如果接收端稍等一会儿再应答，比如等待200ms再应答，若在此期间上层处理端把数据带走了，这个时候返回的窗口大小就是1M
窗口越大，网络的吞吐量就越大，传输效率就越高，我们的目的是在保证网络不拥堵的情况下尽快提高传输效率。
那么所有的数据包都可以延迟应答吗？并不是
- 数量限制：每隔N个包就应答一次
- 时间限制：超过最大延迟时间就应答一次
- 具体的数量和超时时间，依操作系统的不同存在差异，一般N=2，超时时间=200ms
由于ACK确认序号的精妙设计，故延迟应答中被上层消费掉的数据不需要应答，可以通过应答下一个数据包的确认序号保证正常通信。
捎带应答
在延迟应答的基础上，我们发现，很多情况下，客户端服务器也是“一发一收”的，客户端和服务器之间互相发送和接收数据。
如此ACK就可以搭发送数据的顺风车，在发送给对方数据的时候完成确认应答的功能，因为ACK只是一个标志位，ACK确认序号存在每一个数据的报头里。
