TCP协议详解

TCP协议属于传输层协议。从通信和信息处理角度看，它属于面向通信部分的最高层，只有位于网络边缘的主机的协议栈才有传输层协议；同时也是用户功能中的最低层，一些重要的socket选项都和TCP协议相关。

TCP服务的特点

传输层协议主要有两个： TCP 协议和UDP协议。TCP协议相对于UDP协议的特点是：面向连接、字节流和可靠传输。
使用TCP协议通信的双方必须先建立连接，然后才能开始数据的读写。双方都必须为该连接分配必要的内核资源，以管理连接的状态和连接上数据的传输。TCP连接是全双工的，即双方的数据读写可以通过一个连接进行。完成数据交换之后，通信双方都必须断开连接以释放系统资源。
TCP协议的这种连接是一对一的， 所以基于广播和多播(目标是多个主机地址)的应用程序不能使用TCP服务。而无连接协议UDP则非常适合于广播和多播。
TCP提供的字节流服务没有边界（长度）的限制，它源源不断地从通信的一端流入另一端。而UDP提供的数据报服务每个数据报都有一个长度，接收端必须以该长度为最小单位将其所有内容一次性读出，否则数据会被截断。
TCP传输是可靠的。首先，TCP 协议采用发送应答机制，即发送端发送的每个TCP报文段都必须得到接收方的应答，才认为这个TCP报文段传输成功。其次，TCP协议采用超时重传机制，发送端在发送出一个TCP报文段之后启动定时器，如果在定时时间内未收到应答，它将重发该报文段。最后，因为TCP报文段最终是以IP数据报发送的，而IP数据报到达接收端可能乱序、重复，所以TCP协议还会对接收到的TCP报文段重排、整理，再交付给应用层。UDP协议则和IP协议一样，提供不可靠服务。它们都需要上层协议来处理数据确认和超时重传。

TCP头部结构

TCP头部结构如下图所示，其中的诸多字段为管理TCP连接和控制数据流提供了足够的信息。

16位端口号：告知主机该报文段是来自哪里(源端口)以及传给哪个上层协议或应用程序(目的端口)的。进行TCP通信时，客户端通常使用系统自动选择的临时端口号，而服务器则使用知名服务端口号。
32位序号： 一次TCP通信(从TCP连接建立到断开)过程中某一个传输方向上的字节流的每个字节的编号。假设主机A和主机B进行TCP通信，A发送给B的第一个TCP报文段中，序号值被系统初始化为某个随机值ISN ( Initial Sequence Number，初始序号值)。那么在该传输方向上(从A到B)，后续的TCP报文段中序号值将被系统设置成ISN加上该报文段所携带数据的第一个字节在整个字节流中的偏移。例如，某个TCP报文段传送的数据是字节流中的第1025 ~ 2048字节，那么该报文段的序号值就是ISN+1025。另外一个传输方向(从B到A)的TCP报文段的序号值也具有相同的含义。
32位确认号：用作对另一方发送来的TCP报文段的响应。其值是收到的TCP报文段的序号值加1。假设主机A和主机B进行TCP通信，那么A发送出的TCP报文段不仅携带自己的序号，而且包含对B发送来的TCP报文段的确认号。反之，B发送出的TCP报文段也同时携带自己的序号和对A发送来的报文段的确认号。
4位头部长度：标识该TCP头部有多少个32bit字(4字节)。因为4位最大能表示15，所以TCP头部最长是60字节。
6位标志位包含如下几项：

• URG标志，表示紧急指针是否有效。
• ACK标志，表示确认号是否有效。携带ACK标志的TCP报文段为确认报文段。
• PSH标志，提示接收端应用程序应该立即从TCP接收缓冲区中读走数据，为接收后续数据腾出空间(如果应用程序不将接收到的数据读走，它们就会一直停留在TCP接收缓冲区中)。
• RST标志，表示要求对方重新建立连接。搒带RST标志的TCP报文段为复位报文段。
• SYN标志，表示请求建立一个连接。携带SYN标志的TCP报文段为同步报文段
• FIN标志，表示通知对方本端要关闭连接了。携带FIN标志的TCP报文段为结束报文段。
  16位窗口大小：是TCP流量控制的一个手段。这里说的窗口，指的是接收通告窗口。 它告诉对方本端的TCP接收缓冲区还能容纳多少字节的数据，这样对方就可以控制发送数据的速度。
  16位校验和：由发送端填充，接收端对TCP报文段执行CRC算法以检验TCP报文段在传输过程中是否损坏。注意，这个校验不仅包括TCP头部，也包括数据部分。这也是TCP可靠传输的一个重要保障。
  16位紧急指针：是一个正的偏移量。它和序号字段的值相加表示最后一个紧急数据的下一字节的序号。因此，确切地说，这个字段是紧急指针相对当前序号的偏移，不妨称之为紧急偏移。TCP的紧急指针是发送端向接收端发送紧急数据的方法。

TCP连接的建立和关闭（三次握手和四次挥手）

我们使用tcpdump抓取上面两台测试机器交换的TCP报文段来观察TCP连接和关闭的过程。
首先从ernest-laptop 上执行teInet命令登录Kongming20的80端口，然后抓取这一过程中客户端和服务器交换的TCP报文段。具体操作过程如下:

当执行telnet命令并在两台通信主机之间建立TCP连接后(telnet输出“Connectedto192.168.1.109”)，输人Ctrl+]以调出telnet程序的命令提示符，然后在telnet命令提示符后输人quit以退出telnet客户端程序，从而结束TCP连接。整个过程中(从连接建立到结束),tcpdump输出的内容如代码清单3-2所示。

因为整个过程并没有发生应用层数据的交换，所以TCP报文段的数据部分的长度(length)总是0。为了更清楚地表示建立和关闭TCP连接的整个过程，我们将tcpdump输出的内容绘制成图3-6所示的时序图。

第1个TCP报文段包含SYN标志，因此它是一个同步报文段，即enmest-laptop (客户端)向Kongming20 (服务器)发起连接请求。同时，该同步报文段包含一个ISN值为535734930的序号。第2个TCP报文段也是同步报文段，表示Kongming20同意与ernest-laptop建立连接。同时它发送自己的ISN值为2159701207的序号，并对第1个同步报文段进行确认。确认值是535734931，即第1个同步报文段的序号值加1。前面说过，序号值是用来标识TCP数据流中的每一字节的。但同步报文段比较特殊，即使它并没有携带任何应用程序数据，它也要占用一个序号值。第3个TCP报文段是erest-laptop对第2个同步报文段的确认。至此，TCP 连接就建立起来了。建立TCP连接的这3个步骤被称为TCP三次握手。
从第3个TCP报文段开始，tcpdump输出的序号值和确认值都是相对初始ISN值的偏移。当然，我们可以开启tcpdump的-S选项来选择打印序号的绝对值。
后面4个TCP报文段是关闭连接的过程。第4个TCP报文段包含FIN标志，因此它是一个结束报文段，即emest-laptop要求关闭连接。结束报文段和同步报文段一样， 也要占用一个序号值。Kongming20 用TCP报文段5来确认该结束报文段。紧接着Kongming20发送自己的结束报文段6, ernest-laptop 则用TCP报文段7给予确认。实际上,仅用于确认目的的确认报文段5是可以省略的，因为结束报文段6也携带了该确认信息。确认报文段5是否出现在连接断开的过程中，取决于TCP的延迟确认特性。延迟确认将在后面讨论。

如果客户端访问一个距离它很远的服务器，或者由于网络繁忙，导致服务器对于客户端发送出的同步报文段没有应答，此时客户端程序将必然是先进行重连(可能执行多次)，如果重连仍然无效，则通知应用程序连接超时。

TCP状态转移

TCP连接的任意一端在任一时刻都处于某种状态，当前状态可以通过netstat命令看。图3-8是完整的状态转移图，它描绘了所有的TCP状态以及可能的状态转换。

图3-8中的粗虚线表示典型的服务器端连接的状态转移;粗实线表示典型的客户端连接的状态转移。CLOSED是一个假想的起始点，并不是一个实际的状态。

服务器端的状态转移过程

服务器通过listen系统调用进入LISTEN状态，被动等待客户端连接，因此执行的是所谓的被动打开。服务器一旦监听到某个连接请求(收到同步报文段)，就将该连接放入内核等待队列中，并向客户端发送带SYN标志的确认报文段。此时该连接处于SYN_RCVD状态。如果服务器成功地接收到客户端发送回的确认报文段，则该连接转移到ESTABLISHED状态。ESTABLISHED状态是连接双方能够进行双向数据传输的状态。
当客户端主动关闭连接时(通过close 或shutdown系统调用向服务器发送结束报文段)，服务器通过返回确认报文段使连接进入CLOSE_WAIT 状态。这个状态的含义很明确：等待服务器应用程序关闭连接。通常，服务器检测到客户端关闭连接后，也会立即给客户端发送一个结束报文段来关闭连接。这将使连接转移到LAST_ACK状态，以等待客户端对结束报文段的最后一次确认。一旦确认完成，连接就彻底关闭了。

客户端的的状态转移过程

客户端通过connect系统调用主动与服务器建立连接。connect 系统调用首先给服务器发送一个同步报文段，使连接转移到SYN_SENT状态。此后，connect 系统调用可能因为如下两个原因失败返回：

• 如果connect连接的目标端口不存在(未被任何进程监听),或者该端口仍被处于TIME_WAIT状态的连接所占用，则服务器将给客户端发送一个复位报文段，connect调用失败。
• 如果目标端口存在，但connect在超时时间内未收到服务器的确认报文段，则connect调用失败。

connect调用失败将使连接立即返回到初始的CLOSED状态。如果客户端成功收到服务器的同步报文段和确认，则connect调用成功返回，连接转移至ESTABLISHED状态。当客户端执行主动关闭时，它将向服务器发送一个结束报文段，同时连接进入FIN_WAIT_1状态。若此时客户端收到服务器专门用于确认目的的确认报文段(比如图3-6中的TCP报文段5)，则连接转移至FIN_WAIT_2状态。当客户端处于FIN_WAIT_2状态时，服务器处于CLOSE_WAIT状态，这一对状态是可能发生半关闭的状态。此时如果服务器也关闭连接(发送结束报文段)，则客户端将给予确认并进入TIME_WAIT状态。
TCP连接是全双工的，所以它允许两个方向的数据传输被独立关闭。换言之，通信的一端可以发送结束报文段给对方，告诉它本端已经完成了数据的发送，但允许继续接收来自对方的数据，直到对方也发送结束报文段以关闭连接。TCP连接的这种状态称为半关闭状态，如下图3-7所示。

图3-8还给出了客户端从FIN_WAIT_1状态直接进入TIME_WAIT状态的一条线路(不经过FIN_WAIT_2状态)，前提是处于FIN_WAIT_1 状态的服务器直接收到带确认信息的结束报文段(而不是先收到确认报文段，再收到结束报文段)。这种情况对应于图3-6中的服务器不发送TCP报文段5。
前面说过，处于FIN_WAIT_2状态的客户端需要等待服务器发送结束报文段，才能转移至TIME_WAIT状态，否则它将一直停留在这个状态。如果不是为了在半关闭状态下继续接收数据，连接长时间地停留在FIN_WAIT_2状态并无益处。连接停留在FIN_WAIT_2状态的情况可能发生在：客户端执行半关闭后，未等服务器关闭连接就强行退出了。此时客户端连接由内核来接管，可称之为孤儿连接(和孤儿进程类似)。Linux 为了防止孤儿连接长时间存留在内核中，定义了两个内核变量: /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_orphans 和/proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout。前者指定内核能接管的孤儿连接数目，后者指定孤儿连接在内核中生存的时间。

TIME_WAIT 状态

从图3-9来看，客户端连接在收到服务器的结束报文段(TCP 报文段6)之后，并没有直接进入CLOSED状态，而是转移到TIME_ WAIT 状态。在这个状态，客户端连接要等待一段长为2MSL (Maximum Segment Life，报文段最大生存时间)的时间，才能完全关闭。MSL是TCP报文段在网络中的最大生存时间，标准文档RFC 1122的建议值是2 min。
TIME_WAIT 状态存在的原因有两点：

• 可靠地终止TCP连接
• 保证让迟来的TCP报文段有足够的时间被识别并丢弃。

第一个原因很好理解。假设图3-9中用于确认服务器结束报文段6的TCP报文段7丟失，那么服务器将重发结束报文段。因此客户端需要停留在某个状态以处理重复收到的结束报文段(即向服务器发送确认报文段)。否则，客户端将以复位报文段来回应服务器，服务器则认为这是一个错误，因为它期望的是一个像TCP报文段7那样的确认报文段。
在Linux系统上，一个TCP端口不能被同时打开多次(两次及以上)。当一个TCP连接处于TIME_WAIT 状态时，我们将无法立即使用该连接占用着的端口来建立一个新连接。反过来思考，如果不存在TIME_WAIT状态，则应用程序能够立即建立一个和刚关闭的连接相似的连接(这里说的相似，是指它们具有相同的IP地址和端口号)。这个新的、和原来相似的连接被称为原来的连接的化身，新的化身可能接收到属于原来的连接的、携带应用程序数据的TCP报文段(迟到的报文段)，这显然是不应该发生的。这就是TIME_WAIT状态存在的第二个原因。
另外，因为TCP报文段的最大生存时间是MSL，所以坚持2MSL时间的TIME_WAIT状态能够确保网络上两个传输方向上尚未被接收到的、迟到的TCP报文段都已经消失(被中转路由器丢弃)。因此，一个连接的新的化身可以在2MSL时间之后安全地建立，而绝对不会接收到属于原来连接的应用程序数据，这就是TIME_WAIT状态要持续2MSL时间的原因。
有时候我们希望避免TIME_WAIT 状态，因为当程序退出后，我们希望能够立即重启它。但由于处在TIME_WAIT状态的连接还占用着端口，程序将无法启动(直到2MSL超时时间结束)。
对客户端程序来说，我们通常不用担心上面描述的重启问题。因为客户端一般使用系统自动分配的临时端口号来建立连接，而由于随机性，临时端口号一般和程序上一次使用的端口号(还处于TIME_WAIT状态的那个连接使用的端口号)不同，所以客户端程序一般可以立即重启。除非我们强制客户端使用固定端口。
但如果是服务器主动关闭连接后异常终止，则因为它总是使用同一个知名服务端口号,所以连接的TIME_WAIT状态将导致它不能立即重启。不过，我们可以通过socket选项SO_REUSEADDR来强制进程立即使用处于TIME_WAIT状态的连接占用的端口。

超时重传

在异常网络状况下（开始出现超时或丢包），TCP为了保证其承诺的可靠服务，TCP服务必须能够重传超时时间内未收到确认的TCP报文段。为此，TCP模块为每个TCP报文段都维护一个重传定时器，该定时器在TCP报文段第一次被发送时启动。如果超时时间内未收到接收方的应答，TCP模块将重传TCP报文段并重置定时器。至于下次重传的超时时间如何选择，以及最多执行多少次重传，就是TCP的重传策略。
虽然超时会导致TCP报文段重传，但TCP报文段的重传可以发生在超时之前，即快速重传。

拥塞控制

TCP模块还有一个重要的任务，就是提高网络利用率，降低丢包率，并保证网络资源对每条数据流的公平性。这就是所谓的拥塞控制。
TCP拥塞控制的标准文档是RFC 5681,其中详细介绍了拥塞控制的四个部分：慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。
拥塞控制的最终受控变量是发送端向网络一次连续写入 (收到其中第一个数据的确认之前)的数据量，我们称为SWND (Send Window,发送窗口)。 不过，发送端最终以TCP报文段来发送数据，所以SWND限定了发送端能连续发送的TCP报文段数量。这些TCP报文段的最大长度(仅指数据部分)称为SMSS (Sender Maximum Segment Size,发送者最大段大小)，其值一般等于MSS。
发送端需要合理地选择SWND的大小。如果SWND太小，会引起明显的网络延迟；反之，如果SWND太大，则容易导致网络拥塞。前文提到，接收方可通过其接收通告窗口(RWND)来控制发送端的SWND。但这显然不够，所以发送端引入了一个称为拥塞窗口(Congestion Window, CWND)的状态变量。实际的SWND值是RWND和CWND中的较小者。图3-11 显示了拥塞控制的输人和输出(可见，它是一个闭环反馈控制)。