TCP协议

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TCP 包头格式​

TCP 的三次握手

为什么要三次

TCP 四次挥手

CLOSE-WAIT：

TIME-WAIT的作用：

流量控制：

顺序问题与丢包问题

超时重试

流量控制问题

拥塞控制问题

慢启动：

UDP和TCP的区别：

TCP 是面向连接的，UDP 是面向无连接的。

有状态

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TCP 包头格式

TCP是基于IP协议的，IP协议层面并不对可靠性做出任何的保障，所有的功能都是由TCP在传输层实现的。

源端口号和目标端口号是不可少的，这一点和 UDP 是一样的。如果没有这两个端口号。数据就不知道应该发给哪个应用。

接下来是包的序号。为什么要给包编号呢？当然是为了解决乱序的问题。不编好号怎么确认哪个应该先来，哪个应该后到呢。编号是为了解决乱序问题。

还应该有的就是确认序号。发出去的包应该有确认，要不然我怎么知道对方有没有收到呢？如果没有收到就应该重新发送，直到送达。这个可以解决不丢包的问题。

TCP协议里有一些常用的标志位，用来标识当前通信处于那个阶段：SYN 是发起一个连接，ACK 是回复，RST 是重新连接，FIN 是结束连接。

还有一个重要的就是窗口大小。TCP 要做流量控制，通信双方各声明一个窗口，标识自己当前能够的处 理能力，别发送的太快，撑死我，也别发的太慢，饿死我。

TCP 的三次握手

TCP 的连接建立，我们常常称为三次握手。

A：您好，我是 A。

B：您好 A，我是 B。

A：您好 B。

为什么要三次

我们也常称为“请求 -> 应答 -> 应答之应答”的三个回合。这个看起来简单，其实里面还是有很多的学问，很多的细节。

首先，为什么要三次，而不是两次？按说两个人打招呼，一来一回就可以了啊？为了可靠，为什么不是四次？

我们还是假设这个通路是非常不可靠的，A 要发起一个连接，当发了第一个请求杳无音信的时候，会有很多的可能性，比如第一个请求包丢了，再如没有丢，但是绕了弯路，超时了，还有 B 没有响应，不想和我连接。

A 不能确认结果，于是再发，再发。终于，有一个请求包到了 B，但是请求包到了 B 的这个事情，目前A 还是不知道的，A 还有可能再发。

B 收到了请求包，就知道了 A 的存在，并且知道 A 要和它建立连接。如果 B 不乐意建立连接，则 A 会重试一阵后放弃，连接建立失败，没有问题；如果 B 是乐意建立连接的，则会发送应答包给 A。

当然对于 B 来说，这个应答包也是一入网络深似海，不知道能不能到达 A。这个时候 B 自然不能认为连接是建立好了，因为应答包仍然会丢，会绕弯路，或者 A 已经挂了都有可能。

而且这个时候 B 还能碰到一个诡异的现象就是，A 和 B 原来建立了连接，做了简单通信后，结束了连接。还记得吗？A 建立连接的时候，请求包重复发了几次，有的请求包绕了一大圈又回来了，B 会认为这也是一个正常的的请求的话，因此建立了连接，可以想象，这个连接不会进行下去，也没有个终结的时候，纯属单相思了。因而两次握手肯定不行。

B 发送的应答可能会发送多次，但是只要一次到达 A，A 就认为连接已经建立了，因为对于 A 来讲，他的消息有去有回。A 会给 B 发送应答之应答，而 B 也在等这个消息，才能确认连接的建立，只有等到了这个消息，对于 B 来讲，才算它的消息有去有回。当然 A 发给 B 的应答之应答也会丢，也会绕路，甚至 B 挂了。按理来说，还应该有个应答之应答之应答，这样下去就没底了。所以四次握手是可以的，四十次都可以，关键四百次也不能保证就真的可靠了。只要双方的消息都有去有回，就基本可以了。好在大部分情况下，A 和 B 建立了连接之后，A 会马上发送数据的，一旦 A 发送数据，则很多问题都得到了解决。例如 A 发给 B 的应答丢了，当 A 后续发送的数据到达的时候，B 可以认为这个连接已经建立，或者 B 压根就挂了，A 发送的数据，会报错，说 B 不可达，A 就知道 B 出事情了。当然你可以说 A 比较坏，就是不发数据，建立连接后空着。我们在程序设计的时候，可以要求开启keepalive 机制，即使没有真实的数据包，也有探活包。

另外，你作为服务端 B 的程序设计者，对于 A 这种长时间不发包的客户端，可以主动关闭，从而空出资源来给其他客户端使用。三次握手除了双方建立连接外，主要还是为了沟通一件事情，就是TCP 包的序号的问题。A 要告诉 B，我这面发起的包的序号起始是从哪个号开始的，B 同样也要告诉 A，B 发起的包的序号起始是从哪个号开始的。为什么序号不能都从 1 开始呢？因为这样往往会出现冲突。

例如，A 连上 B 之后，发送了 1、2、3 三个包，但是发送 3 的时候，中间丢了，或者绕路了，于是重新发送，后来 A 掉线了，重新连上 B 后，序号又从 1 开始，然后发送 2，但是压根没想发送 3，但是上次绕路的那个 3 又回来了，发给了 B，B 自然认为，这就是下一个包，于是发生了错误。因而，每个连接都要有不同的序号。这个序号的起始序号是随着时间变化的，可以看成一个 32 位的计数器，每 4ms 加一，如果计算一下，如果到重复，需要 4 个多小时，那个绕路的包早就死翘翘了，因为我们都知道 IP 包头里面有个 TTL，也即生存时间。

好了，双方终于建立了信任，建立了连接。前面也说过，为了维护这个连接，双方都要维护一个状态机，在连接建立的过程中，双方的状态变化时序图就像这样。

一开始，客户端和服务端都处于 CLOSED 状态。先是服务端主动监听某个端口，处于 LISTEN 状态。然后客户端主动发起连接 SYN，之后处于 SYN-SENT 状态。服务端收到发起的连接，返回 SYN，并且ACK 客户端的 SYN，之后处于 SYN-RCVD 状态。客户端收到服务端发送的 SYN 和 ACK 之后，发送ACK 的 ACK，之后处于 ESTABLISHED 状态，因为它一发一收成功了。服务端收到 ACK 的 ACK 之后，处于 ESTABLISHED 状态，因为它也一发一收了。

TCP 四次挥手

A：B 啊，我不想玩了。

B：哦，你不想玩了啊，我知道了。

CLOSE-WAIT：

这个时候，还只是 A 不想玩了，也即 A 不会再发送数据，但是 B 能不能在 ACK 的时候，直接关闭呢？

当然不可以了，很有可能 A 是发完了最后的数据就准备不玩了，但是 B 还没做完自己的事情，还是可以发送数据的，所以称为半关闭的状态。这个状态就是CLOSE-WAIT。

这个时候 A 可以选择不再接收数据了，也可以选择最后再接收一段数据，等待 B 也主动关闭。

B：A 啊，好吧，我也不玩了，拜拜。

A：好的，拜拜。

 

断开的时候，我们可以看到，当 A 说“不玩了”，就进入 FIN_WAIT_1 的状态，B 收到“A 不玩”的消息后，发送知道了，就进入 CLOSE_WAIT 的状态。

A 收到“B 说知道了”，就进入 FIN_WAIT_2 的状态，如果这个时候 B 直接跑路，则 A 将永远在这个状态。TCP 协议里面并没有对这个状态的处理，但是 Linux 有，可以调整 tcp_fin_timeout 这个参数，设置一个超时时间。

TIME-WAIT的作用：

如果 B 没有跑路，发送了“B 也不玩了”的请求到达 A 时，A 发送“知道 B 也不玩了”的 ACK 后，从FIN_WAIT_2 状态结束，按说 A 可以跑路了，但是最后的这个 ACK 万一 B 收不到呢？则 B 会重新发一个“B 不玩了”，这个时候 A 已经跑路了的话，B 就再也收不到 ACK 了，因而 TCP 协议要求 A 最后等待一段时间 TIME_WAIT，这个时间要足够长，长到如果 B 没收到 ACK 的话，“B 说不玩了”会重发的，A 会重新发一个 ACK 并且足够时间到达 B。

A 直接跑路还有一个问题是，A 的端口就直接空出来了，但是 B 不知道，B 原来发过的很多包很可能还在路上，如果 A 的端口被一个新的应用占用了，这个新的应用会收到上个连接中 B 发过来的包，虽然序列号是重新生成的，但是这里要上一个双保险，防止产生混乱，因而也需要等足够长的时间，等到原来B 发送的所有的包都消亡了，再空出端口来。

等待的时间设为 2MSL，MSL是Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个TTL 域，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。协议规定 MSL 为 2 分钟，实际应用中常用的是 30秒，1 分钟和 2 分钟等。

流量控制：

为了记录所有发送的包和接收的包，TCP 也需要发送端和接收端分别都有缓存来保存这些记录。

发送端的缓存里是按照包的 ID 一个个排列，根据处理的情况分成四个部分。

第一部分：发送了并且已经确认的。

第二部分：发送了并且尚未确认的。

第三部分：没有发送，但是已经等待发送的。

第四部分：没有发送，并且暂时还不会发送的。

在 TCP 里，接收端会给发送端报一个窗口的大小，叫Advertised window。这个窗口的大小应该等于上面的第二部分加上第三部分，就是已经交代了没做完的加上马上要交代的。超过这个窗口的，接收端做不过来，就不能发送了。

接收端缓存里记录的内容要简单一些：

第一部分：接受并且确认过的。 

第二部分：还没接收，但是马上就能接收的。 

第三部分：还没接收，也没法接收的。 

MaxRcvBuffer：最大缓存的量；

LastByteRead 之后是已经接收了，但是还没被应用层读取的；

NextByteExpected 是第一部分和第二部分的分界线。

第二部分的窗口有多大呢？

NextByteExpected 和 LastByteRead 的差其实是还没被应用层读取的部分占用掉的 MaxRcvBuffer 的量，我们定义为 A。

AdvertisedWindow 其实是 MaxRcvBuffer 减去 A。

也就是：AdvertisedWindow=MaxRcvBuffer-((NextByteExpected-1)-LastByteRead)。那第二部分和第三部分的分界线在哪里呢？NextByteExpected 加 AdvertisedWindow 就是第二部分和第三部分的分界线，其实也就是 LastByteRead 加上 MaxRcvBuffer。

其中第二部分里面，由于受到的包可能不是顺序的，会出现空挡，只有和第一部分连续的，可以马上进行回复，中间空着的部分需要等待，哪怕后面的已经来了。

顺序问题与丢包问题

还是刚才的图，在发送端来看，1、2、3 已经发送并确认；4、5、6、7、8、9 都是发送了还没确认；10、11、12 是还没发出的；13、14、15 是接收方没有空间，不准备发的。在接收端来看，1、2、3、4、5 是已经完成 ACK，但是没读取的；6、7 是等待接收的；8、9 是已经接收，但是没有 ACK 的。

假设 4 的确认到了，不幸的是，5 的 ACK 丢了，6、7 的数据包丢了，这该怎么办呢？

超时重试

也即对每一个发送了，但是没有 ACK 的包，都有设一个定时器，超过了一定的时间，就重新尝试。但是这个超时的时间如何评估呢？这个时间不宜过短，时间必须大于往返时间RTT，否则会引起不必要的重传。也不宜过长，这样超时时间变长，访问就变慢了。

估计往返时间，需要 TCP 通过采样 RTT 的时间，然后进行加权平均，算出一个值，而且这个值还是要不断变化的，因为网络状况不断的变化。除了采样 RTT，还要采样 RTT 的波动范围，计算出一个估计的超时时间。由于重传时间是不断变化的，我们称为自适应重传算法（Adaptive RetransmissionAlgorithm）。

如果过一段时间，5、6、7 都超时了，就会重新发送。接收方发现 5 原来接收过，于是丢弃 5；6 收到了，发送 ACK，要求下一个是 7，7 不幸又丢了。当 7 再次超时的时候，有需要重传的时候，TCP 的策略是超时间隔加倍。每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。

超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢？

快速重传，当接收方收到一个序号大于下一个所期望的报文段时，就检测到了数据流中的一个间格，于是发送三个冗余的 ACK，客户端收到后，就在定时器过期之前，重传丢失的报文段。例如，接收方发现 6、8、9 都已经接收了，就是 7 没来，那肯定是丢了，于是发送三个 6 的 ACK，要求下一个是 7。客户端收到 3 个，就会发现 7 的确又丢了，不等超时，马上重发。

流量控制问题

在对于包的确认中，同时会携带一个窗口的大小。

我们先假设窗口不变的情况，窗口始终为 9。4 的确认来的时候，会右移一个，这个时候第 13 个包也可以发送了。

 

这个时候，假设发送端发送过猛，会将第三部分的 10、11、12、13 全部发送完毕，之后就停止发送了，未发送可发送部分为 0。

当对于包 5 的确认到达的时候，在客户端相当于窗口再滑动了一格，这个时候，才可以有更多的包可以发送了，例如第 14 个包才可以发送。

如果接收方实在处理的太慢，导致缓存中没有空间了，可以通过确认信息修改窗口的大小，甚至可以设置为 0，则发送方将暂时停止发送。如果这样的话，发送方会定时发送窗口探测数据包，看是否有机会调整窗口的大小。当接收方比较慢的时候，要防止低能窗口综合征，别空出一个字节来就赶快告诉发送方，然后马上又填满了，可以当窗口太小的时候，不更新窗口，直到达到一定大小，或者缓冲区一半为空，才更新窗口。

拥塞控制问题

水管有粗细，网络有带宽，也即每秒钟能够发送多少数据；水管有长度，端到端有时延。在理想状态下，水管里面水的量 = 水管粗细 x 水管长度。对于到网络上，通道的容量 = 带宽 × 往返延迟。

如果我们设置发送窗口，使得发送但未确认的包为为通道的容量，就能够撑满整个管道。

如果我们在这个基础上再调大窗口，使得单位时间内更多的包可以发送，会出现什么现象呢？

我们来想，原来发送一个包，从一端到达另一端，假设一共经过四个设备，每个设备处理一个包时间耗费 1s，所以到达另一端需要耗费 4s，如果发送的更加快速，则单位时间内，会有更多的包到达这些中间设备，这些设备还是只能每秒处理一个包的话，多出来的包就会被丢弃，这是我们不想看到的。

这个时候，我们可以想其他的办法，例如这个四个设备本来每秒处理一个包，但是我们在这些设备上加缓存，处理不过来的在队列里面排着，这样包就不会丢失，但是缺点是会增加时延，这个缓存的包，4s肯定到达不了接收端了，如果时延达到一定程度，就会超时重传，也是我们不想看到的。于是 TCP 的拥塞控制主要来避免两种现象，包丢失和超时重传。

慢启动：

一条 TCP 连接开始，cwnd 设置为一个报文段，一次只能发送一个；当收到这一个确认的时候，cwnd加一，于是一次能够发送两个；当这两个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加一，两个确认 cwnd 加二，于是一次能够发送四个；当这四个的确认到来的时候，每个确认 cwnd 加一，四个确认 cwnd 加四，于是一次能够发送八个。可以看出这是指数性的增长。

涨到什么时候是个头呢？有一个值 ssthresh 为 65535 个字节，当超过这个值的时候，就要小心一点了，不能倒这么快了，可能快满了，再慢下来。

每收到一个确认后，cwnd 增加 1/cwnd，我们接着上面的过程来，一次发送八个，当八个确认到来的时候，每个确认增加 1/8，八个确认一共 cwnd 增加 1，于是一次能够发送九个，变成了线性增长。

UDP和TCP的区别：

TCP 是面向连接的，UDP 是面向无连接的。

什么叫面向连接，什么叫无连接呢？在互通之前，面向连接的协议会先建立连接。例如，TCP 会三次握手，而 UDP 不会。为什么要建立连接呢？你 TCP 三次握手，我 UDP 也可以发三个包玩玩，有什么区别吗？

所谓的建立连接，是为了在客户端和服务端维护连接，而建立一定的数据结构来维护双方交互的状态，用这样的数据结构来保证所谓的面向连接的特性。

例如，TCP 提供可靠交付。通过 TCP 连接传输的数据，无差错、不丢失、不重复、并且按序到达。我们都知道 IP 包是没有任何可靠性保证的，一旦发出去，就像西天取经，走丢了、被妖怪吃了，都只能随它去。但是 TCP 号称能做到那个连接维护的程序做的事情，这个下两节我会详细描述。而UDP 继承了 IP包的特性，不保证不丢失，不保证按顺序到达。再如，TCP 是面向字节流的。发送的时候发的是一个流，没头没尾。IP 包可不是一个流，而是一个个的IP 包。之所以变成了流，这也是 TCP 自己的状态维护做的事情。而UDP 继承了 IP 的特性，基于数据报的，一个一个地发，一个一个地收。

有状态

还有TCP 是可以有拥塞控制的。它意识到包丢弃了或者网络的环境不好了，就会根据情况调整自己的行为，看看是不是发快了，要不要发慢点。UDP 就不会，应用让我发，我就发，管它洪水滔天。

因而TCP 其实是一个有状态服务，通俗地讲就是有脑子的，里面精确地记着发送了没有，接收到没有，发送到哪个了，应该接收哪个了，错一点儿都不行。而UDP 则是无状态服务。通俗地说是没脑子的，天真无邪的，发出去就发出去了。我们可以这样比喻，如果 MAC 层定义了本地局域网的传输行为，IP 层定义了整个网络端到端的传输行为，这两层基本定义了这样的基因：网络传输是以包为单位的，二层叫帧，网络层叫包，传输层叫段。

我们笼统地称为包。包单独传输，自行选路，在不同的设备封装解封装，不保证到达。基于这个基因，生下来的孩子 UDP 完全继承了这些特性，几乎没有自己的思想。