TCP/IP第四层--传输层TCP数据报文详解
1.TCP/IP 协议数据封装的过程
以传输层采用TCP或者UPD、网络层采用IP、链路层采用Ethernet为例，可以看到TCP/IP中报文的封装过程如图所示。用户数据经过应用层协议封装后传递给传输层，传输层封装TCP头部，交给网络层，网络层封装IP头部后，再交给数据链路层，数据链路层封装Ethernet帧头和帧尾，交给物理层，物理层以比特流的形式将数据发送到物理线路上。
不同的协议层对数据包有不同的称谓，在传输层叫做段（segment），在网络层叫做数据报（datagram），在链路层叫做帧（frame）。数据封装成帧后发到传输介质上，到达目的主机后每层协议再剥掉相应的首部，最后将应用层数据交给应用程序处理。
目的主机收到数据包后，如何经过各层协议栈最后到达应用程序呢？整个过程如下图所示。
以太网驱动程序（网卡）首先根据以太网首部中的“上层协议”字段确定该数据帧的有效载荷（payload，指除去协议首部之外实际传输的数据）是IP、ARP还是RARP协议的数据报，然后交给相应的协议处理。假如是IP数据报，IP协议再根据IP首部中的“上层协议”字段确定该数据报的有效载荷是TCP、UDP、ICMP还是IGMP，然后交给相应的协议处理。假如是TCP段或UDP段，TCP或UDP协议再根据TCP首部或UDP首部的“端口号”字段确定应该将应用层数据交给哪个用户进程。IP地址是标识网络中不同主机的地址，而端口号就是同一台主机上标识不同进程的地址，IP地址和端口号合起来标识网络中唯一的进程。
注意，虽然IP、ARP和RARP数据报都需要以太网驱动程序来封装成帧，但是从功能上划分，ARP和RARP属于链路层，IP属于网络层。虽然ICMP、IGMP、TCP、UDP的数据都需要IP协议来封装成数据报，但是从功能上划分，ICMP、IGMP与IP同属于网络层，TCP和UDP属于传输层。
2.TCP/IP 数据包
我们通过 Wireshark 抓包：就分别看到五层数据：
第一行Frame 3339：物理层数据帧：线路83字节，实际捕获83字节
第二行Ethernet II：链路层网卡，以太网协议版本II，源地址：厂名_序号（网卡地址），目的：厂名_序号（网卡地址）
第三行Internet Protocol Version 4：网络层ip数据包，IPV4,源IP地址：10.44.13.7;目的IP是：10.171.8.154
第四行Transmission Control Protocol：传输层TCP数据包：源端口21000，目的端口：52529；Seq序列号：每发送一个RTP数据包，序列 号就加1；ACK是TCP数据包首部中的确认标志，对已接收到的TCP报文进行确认，其为 183589表示确认号有效;Len长度是17字节；
第五行data：数据
整个数据封装的格式如下图所示:
Wireshark显示的下面这些数据信息的顺序与各数据包内各字段的顺序相同，其他帧的内容展开与此类似。
No. Time Source Destination Protocol Info
1 0.000000 202.203.44.225 202.203.208.32 TCP 2764 > http [SYN] Seq=0 Len=0 MSS=1460 源端口>目的端口[请求建立TCP链接]
第一层物理层的数据帧概况
Arrival Time: Jan 21, 2008 15:17:33.910261000 捕获日期和时间
[Time delta from previous packet:0.00000 seconds]此包与前一包的时间间隔
[Time since reference or first frame: 0.00 seconds]此包与第1帧的间隔时间
Frame Number: 1 帧序号
Packet Length: 62 bytes 帧长度
Capture Length: 62 bytes 捕获长度
[Frame is marked: False] 此帧是否做了标记：否
[Protocols in frame: eth:ip:tcp] 帧内封装的协议层次结构
[Coloring Rule Name: HTTP] 用不同颜色染色标记的协议名称：HTTP
[Coloring Rule String: http || tcp.port == 80] 染色显示规则的字符串：
以太网协议版本II，源地址：厂名_序号（网卡地址），目的：厂名_序号（网卡地址）
Destination: Jetcell_e5:1d:0a (00:d0:2b:e5:1d:0a) 目的：厂名_序号（网卡地址）
Source: AcerTech_5b:d4:61 (00:00:e2:5b:d4:61) 源：厂名_序号（网卡地址）
Type: IP (0x0800) 帧内封装的上层协议类型为IP（十六进制码0800）看教材70页图3.2
Version: 4 互联网协议IPv4（此部分参看教材119页图4.15的IPv4数据报字段结构）
Header length: 20 bytes IP包头部长度
Differentiated Services Field:0x00(DSCP 0x00:Default;ECN:0x00)差分服务字段
Total Length: 48 IP包的总长度
Time to live: 128 生存期TTL
Protocol: TCP (0x06) 此包内封装的上层协议为TCP
Header checksum: 0xe4ce [correct] 头部数据的校验和
Source: 202.203.44.225 (202.203.44.225) 源IP地址
Destination: 202.203.208.32 (202.203.208.32) 目的IP地址
Source port: 2764 (2764）源端口名称（端口号）（此部分参看教材149页图5.7）
Destination port: http (80) 目的端口名http（端口号80）
Sequence number: 0 (relative sequence number) 序列号（相对序列号）
Header length: 28 bytes 头部长度
Flags: 0x02 (SYN) TCP标记字段（本字段是SYN，是请求建立TCP连接）
Window size: 65535 流量控制的窗口大小
Checksum: 0xf73b [correct] TCP数据段的校验和
Options: (8 bytes) 可选项
3.TCP 数据包的报文
1、TCP建立连接，断开，数据传输都是使用同样数据报文格式。
其中我们抓包看到Transmission Control Protocol 首部的数据信息：
Transmission Control Protocol, Src Port: 21000, Dst Port:52529, Seq: 12936, ACK 183589 Len: 17 传输控制协议TCP的内容
Source port: 21000源端口名称（端口号）（用于寻找发端应用进程）
Destination port: 52529 目的端口
Sequence number: 0 (relative sequence number) 序列号（相对序列号，此序列号用来确定传送数据的正确位置，且序列号，用来侦测丢失的包）；
[Next sequence number: 215 (relative sequence number)] #下一个序列号
Acknowledgement number :183589 是32位确认序号，确认其有效；
Header length: 32 bytes 头部长度
Flags: 0x02 (SYN) TCP标记字段（本字段是SYN，是请求建立TCP连接）
Window size value: 6364 流量控制的窗口大小
Checksum: 0xf73b [correct] TCP数据段的校验和
Options: (12 bytes) 可选项
下面说明详细说明:
源端口和目的端口：各占2个字节，16比特的端口号加上32比特的IP地址，共同构成相当于传输层服务访问点的地址
Seq序号：占4个字节，是本报文段所发送的数据部分第一个字节的序号。在TCP传送的数据流中，每一个字节都有一个序号。
1、假设某时序号为300，简单的理解就是发送方告诉接收端“我发送的数据是从第300开始的”。
2、假设起数据len=100字节，则下一个报文段的序号就是400；
ACK 确认序号：占4字节，是期望收到对方下次发送的数据的第一个字节的序号，也就是期望收到的下一个报文段的首部中的序号；
1、确认序号是上一次已经成功接收到数据字节序号加1。还可以理解为接收端告诉发送端下一次想接收开始序号。假设某时确认序号为1000，简单的理解就是接收方告诉发送方“我已经收到第999序号了，我下一次想接收的数据是从1000开始的”。
2、由于序号字段有32比特长，可以对4GB的数据进行编号，这样就可保证当序号重复使用时，旧序号的数据早已在网络中消失了；
在数据传输过程中：
第一报文发送：Seq1=1 ACK1=1 len1=359
收到第一个报文回复：Seq2 =1 ACK2=Seq1+ ACK1= 360， len1=17
下一个报文发送：Seq3=ACK2 =Seq1 （上一个发送的报文seq1 +上一个发送的报文len1）=360 ACK3=Seq1+ ACK1 =18 len3=0
两次ACK一样：你应该发数据，但我们没有收到数据，所以你还得同样ack继续发送
Header length首部长度（4位）：报文头长度（单位：位）/32
1000（转化为10进制为8，8*32/8 = 32，该报文报头长度为32个字节）
存在该字段是因为TCP报头中任选字段长度可变
报头不包含任何任选字段则长度为20字节；4位所能表示的最大值为1111，转化为10进制为15，15*32/8 = 60，故报头最大长度为60字节
Flag 标志位： Nonce Sum：有效排除潜在的ECN滥用，RFC 3540
Congestion Window Reduced（CWR）：拥塞窗口减少标志
ECN-Echo：ECE / ECN标志
URG: 紧急指针有效（urgentpointer） 当URG=1时，表明此报文应尽快传送，而不要按原来的排队顺序来传送。与“紧急指针”字段配合使用，紧急指针指出在本报文段中的紧 急数据的最后一个字节的序号，使接收方可以知道紧急数据共有多长；
ACK：确认序号有效,只有当ACK=1时，确认序号字段才有意义；
PSH：当PSH=1时，表明请求远地TCP将本报文段立即传送给其应用层，而不要等到整个缓存都填满了之后再向上交付。
RST：重建连接,当RST=1时，表明出现严重差错，必须释放连接，然后再重建传输连接。复位比特还用来拒绝一个非法的报文段或拒绝打开一个连接；
SYN：同步序号用来发起一个连接,在建立连接时使用，当SYN=1而ACK=0时，表明这是一个连接请求报文段。对方若同意建立连接，在发回的报文段中使SYN=1和ACK=1。因此，SYN=1表示这是一个连接请求或连接接受报文，而ACK的值用来区分是哪一种报文；
FIN： 发端完成发送任务（主动关闭）,用来释放一个连接，当FIN=1时，表明欲发送的字节串已经发完，并要求释放传输连接；
window窗口大小（2字节）：（TCP的流量控制由连接的每一端通过声明的窗口大小来提供。窗口大小为字节数，起始于确认序 号字段指明的值，这个值是接收端正期望接收的字节。窗口大小是一个16bit字段，因而窗口大小最大为65535字节）。
Checksum检验和（2字节）：检验和覆盖整个TCP报文段；强制字段，由发送端计算存储，由接收端进行验证
Urgent pointer 紧急指针（2字节）：当Urgent标志置1时，紧急指针才有效
Options选项 ：选项字段允许每台主机设定能够接受的最大TCP载荷能力(缺省536字节) 。
4.TCP数据报文的Options
当前，TCP常用的Option如下所示：
| Kind (Type) |
Length |
Name |
Reference |
描述 & 用途 |
| 0 |
1 |
EOL |
RFC 793 |
选项列表结束 |
| 1 |
1 |
NOP |
RFC 793 |
无操作（用于补位填充） |
| 2 |
4 |
MSS |
RFC 793 |
最大Segment长度 |
| 3 |
3 |
WSOPT |
RFC 1323 |
窗口扩大系数（Window Scaling Factor） |
| 4 |
2 |
SACK-Premitted |
RFC 2018 |
表明支持SACK |
| 5 |
可变 |
SACK |
RFC 2018 |
SACK Block（收到乱序数据） |
| 8 |
10 |
TSPOT |
RFC 1323 |
Timestamps |
| 19 |
18 |
TCP-MD5 |
RFC 2385 |
MD5认证 |
| 28 |
4 |
UTO |
RFC 5482 |
User Timeout（超过一定闲置时间后拆除连接） |
| 29 |
可变 |
TCP-AO |
RFC 5925 |
认证（可选用各种算法） |
| 253/254 |
可变 |
Experimental |
RFC 4727 |
保留，用于科研实验 |
一般Option的格式为TLV结构，如下所示：
| Kind / Type（1 Byte） |
Length（1 Byte） |
Value |
1. EOL和NOP Option（Kind 0、Kind 1）只占1 Byte，没有Length和Value字段；
2. NOP用于 将TCP Header的长度补齐至32bit的倍数（由于Header Length字段以32bit为单位，因此TCP Header的长度一定是32bit的倍数）；
3. SACK-Premitted Option占2 Byte，没有Value字段；
4. 其余Option都以1 Byte的“Kind”开头，指明Option的类型；Length指明Option的总长度（包括Kind和Length）
5. 对于收到“不能理解”的Option，TCP会无视掉，并不影响该TCP Segment的其它内容；
① .Maximum Segment Size (MSS) Option
一般情况下，通信双方在建立连接时，SYN Segment中会携带MSS Option，MSS指明本端可以接受的最大长度的TCP Segment（Payload，不含TCP Header），也就是说，对端发送数据的长度不应该大于MSS（单位Byte）。
————
1. 首先要明确一点，MSS并非和对端协商的值，而是对对端发送数据长度的“限制”，表明在整个TCP连接期间，都不会接收长度大于MSS的TCP Segment。
2. 如果收到的SYN中没有MSS，将使用默认值536。MSS Option的Value字段长度固定为16bit，所以MSS最大值为65535（单位Byte）。因此，网络中所有设备都被要求，必须能够处理大小小于576Byte的数据包（IP Header + TCP Header + Default MSS 最小值为 576 Byte）
3. IPv4网络中，MSS的典型取值为1460 ，1460Byte + 20Byte IP Header + 20Byte TCP Header = 1500Byte = 以太网典型MTU；
4. IPv6网络中，典型MSS取值为1440；另外，如果MSS=65535，表示MSS = PMTU - 60
② .Selective Acknowledgment (SACK) Options
在标准的TCP实现中，使用的是累加式的ACK，例如“ACK Num = n”代表对序列号n以前的Bytes进行确认。但是，显然，这样将无法对不连续的Segment进行确认。此外，当出现不连续Segment时，还会导致TCP的接收队列出现一个“坑”，不将这个坑填上，坑后的数据就无法交付给应用程序。
为解决上述问题，TCP定义了SACK Option，可以使TCP接收者将这个“坑”的位置通告给发送者，让其对这一段数据进行重传。
注意：若要使用SACK特性，必须在建立连接时，在SYN Segment中附加上SACK-Permitted Option，以此告知对方自己支持SACK。
SACK-Permitted Option格式如下所示：
| Kind = 4 |
Length = 2 |
SACK Option通过“Left Edge ~ Right Edge”，指定了一个或多个范围的Seq Num，称为SACK Block，指明了处于“坑”后面（或坑之间）的、已成功接收的Bytes。SACK Option格式如下所示
————
| Kind （5） |
Length （可变） |
Left Edge of 1st Block （32bit） |
Right Edge of 1st Block （32bit） |
…… |
…… |
Left Edge of nst Block （n≤4） |
Right Edge of nst Block （n≤4） |
另外，由于TCP Header最长为60 Byte，因此SACK Option中最多只能包含4个SACK Block
Example（终端A - 终端B）
————
1. 终端A收到了TCP数据流中的Seq Num为0 ~ 1452、2905~4096的字节，但缺少了1453~2904；
2. 终端A向B发送ACK Segment，其中ACK Num=1453、SACK Option=2905~4097，表明它已经收到了数据流中的Seq Num为2905 ~ 4096的字节，但没有还没收到1453~2904；
3. 终端B收到这个SACK后，重传包含Byte 1453~2904的TCP Segment；
4. 终端A向B发送ACK Segment，其中ACK Num=4097，表明它已经收到Seq Num 4097之前的所有字节；
5. 之后，数据通信恢复正常。
③ .Window Scale (WSCALE or WSopt) Option
TCP Header的Window Size字段长度为16bit，因而正常情况下，Window Advertisement最大只能是65535 Bytes；
Window Scale Option用于将TCP Header的Window Size字段从16bit扩展至最多30bit，格式如下所示：
| Kind （3） |
Length （3） |
shift.cnt （范围0~14） |
————
1. shift.cnt的取值范围为0~14，表示将Window Advertisement的值扩展至“WindowSize × 2s
2. WSopt只能出现在SYN Segment或SYN+ACK Segment中，因此shift.cnt在三次握手之后就会固定下来。
3. 另外，WSopt是双向独立的，因此连接的两个方向可以有不同的Shift.cnt。但是，WSopt必须双向同时启用，也就是说，如果SYN中不带有WSopt，SYN+ACK中也不能出现WSopt；同样，如果SYN+ACK中不带有WSopt，那么发起SYN的一端就会当作自己也不曾发送过WSopt。
4. shift.cnt根据接收Buffer的大小，由TCP自动选取。接收Buffer由系统或程序设定。
④ .Timestamps Option and PAWS（Protection against Wrapped Sequence Numbers，防止序列号回绕）
启用Timestamp Option后，每个TCP Segment中都会带有Timestamp Option，其中包含了两个32bit的Timestamp（TSval和TSecr），具体格式如下所示：
| Kind （8） |
Length （10） |
Timestamp Value（TSval） |
Timestamp Echo Reply（TSecr） |
1. TSval指明了发送端在发送TCP Segment时的Timestamp；接收端在对该TCP Segment做ACK时，将TSval值回显在TSecr字段中。
注意：由于TCP连接是双向的，接收端在ACK中回显TSecr时，也会把自己当前的Timestamp放入TSval字段。
2. Timestamp是一个随时间单调递增的值，由于TCP接收端只需要在ACK中将TSval简单地回显，因此通信双方并不需要进行时间同步等操作。
3. 通过Timestamp Option，发送端再也不需要在内存中保存发送Segment的时间了，只需要将其放入TSval，然后接收端将其回显在ACK Segment即可。当发送端收到ACK Segment后，取出TSscr，和当前时间做算术差，即可完成一次RTT的测量。
4. 若非通过Timestamp Option来计算RTT，大部分TCP实现只会以“每个Window采样一次”的频率来测算RTT。因此通过Timestamp Option，可以实现更密集的RTT采样，使RTT的测算更精确。
另外，Timestamp Option还有PAWS（Protection Against Wrapped Sequence Numbers，防止序列号回绕）功能，详见以下示例
————
1. 假设TCP Window Size为1GB（使用Window Scale），发送者每发送一个Window的数据Timestamp值加100，数据的发送情况如下所示：
| 时间点 |
发送数据量 |
Seq Num |
Timestamp |
接收 |
| 1 |
0G：1G |
0G：1G |
0~100 |
OK |
| 2 |
1G：2G |
1G：2G |
100~200 |
其中某些Segment丢包后重传 |
| 3 |
2G：3G |
2G：3G |
200~300 |
OK |
| 4 |
3G：4G |
3G：4G |
300~400 |
OK |
| 5 |
4G：5G |
0G：1G |
400~500 |
OK |
| 6 |
5G：6G |
1G：2G |
500~600 |
此前丢包的Segment出现了 |
2. 在时间点2的时候，发生了丢包；在时间点4和5之间，序列号发生了回绕；在时间点6，已经被认为“丢包”的Segment延迟到达了。
3. 由于延时到达的Segment的timestamp为1xx，小于时间点6的有效timestamp（5xx），因此这个Segment会根据PAWS机制丢弃，从而不会对TCP造成影响。
使用TCP Timestamps option （TSopt） 进行RTT采样。当前大部分操作系统（Linux、Windows）的实现方式如下
User Timeout (UTO) Option
UserTimeout值表明了TCP发送者等待ACK的时间，如果在指定时间内没收到ACK，就会认为对端挂掉。对于传统TCP（RFC 793）而言，UserTimeout是本地配置的。RFC 1122建议，当TCP重传3次后，应该通知应用程序，100s后，应该拆除连接。
通过UTO，可以让TCP将UserTimeout值“告知”给对端，UTO格式如下所示：
| Kind （28） |
Length （4） |
G bit（Granularity bit）
|
UserTimeout |
1. G bit = 1，表示UserTimeout的单位为分钟；G bit = 0，表示UserTimeout的单位为秒
2. 通过UTO，TCP接收者可以根据“对端的UserTimeout”来调整自己的行为。UserTimeout建议取值为：min（U_Limit，max（Adv_UTO，Remot_UTO，L_Limit））
o U_Limit是本地UserTimeout的最高限制；Adv_UTO是通告出去的UserTimeout；Remot_UTO是对端的UserTimeout；L_Limit是本地UserTimeout的最低限制；
3. 要注意的是，UTO只是用于“告知”，TCP接收者却不一定要根据对端的UTO值来调整自己的行为。
4. 此外，NAT设备也可以根据UTO来调整连接保活计时器
5. 若使用 = min(U_LIMIT, max(ADV_UTO, REMOTE_UTO, L_LIMIT))
⑥ .Authentication Option （TCP-AO）and TCP MD5 Signature Option（TCP-MD5）
TCP-MD5和TCP-AO主要用于防止TCP欺骗攻击（TCP Spoofing Attacks）。TCP-MD5是旧标准（RFC 2385），例如BGP、LDP等协议就是以TCP-MD5作为认证手段的。2010年后，IETF建议使用TCP-AO去取代TCP-MD5，然而TCP-AO当前的普及率还很低。
TCP-MD5和TCP-AO的格式如下所示
————
TCP-MD5 Option的MD5 Hash根据以下信息计算：
2.TCP头部（包括Option，checksum设为0）
3.TCP Segment Data
4.密钥
相对于TCP-MD5，TCP-AO的主要改进之处在于：
1. 支持多种MAC算法
2. 支持带内的密钥变更操作
注意：TCP-AO与TCP-MD5一样，都不包含密钥分发机制。因此在密钥分发方面都存在一定风险。