今天聊聊TCP，老规矩，为了更符合读者的思考逻辑，文章依然由问题来组织:
- 在一个不可靠的网络中，如何做到可靠的传输?
- TCP的连接到底是啥？
- “三次握手”做了什么？
- “四次挥手”做了什么？
- 丢包重传是怎么做的？
- 服务器处理不过来了, 你能发慢点吗？
- 好慢啊，网络卡了？
先补充一点前置知识，我们讨论的TCP，属于TCP/IP模型的传输层(第四层)，向下基于IP层，向上支撑了应用层。
就像本文的结构一样，这个世界是由问题组成的，协议的诞生是为了解决问题。TCP解决了这样一个问题:
问题1: 在一个不可靠的网络中，如何做到可靠的传输?
这里说的可靠，并不是说发送的数据一定能收到，下层的IP包该丢还是丢；仅仅是指对方收到了我的包，会发一个响应包给我，告诉我收到了；只要是没收到响应包，都按丢了处理，检测到丢包后按照一定的逻辑进行重发，如果实在是收不到，就按照失败来处理了。
关于可靠传输还有一个问题就是：乱序，TCP的包有严格的顺序，如果后面的包先到了，接收端要能够检测到，并且正确的处理。乱序的原因可能是前面的包丢了，或者后面的包先到了。
为了便于理解，我们来看一下TCP Header的格式:
这个图会多次出现，这里我们只关注两个数据:
- Sequence Number: 包的序号，用于解决乱序的问题。
- Acknowledgment Number: ACK，就是响应包，用于解决丢包的问题。
所以，做到可靠的底层逻辑是：增加冗余。
与UDP相比，TCP的(几乎)每个包都有响应包，这已经让包的数量增加了一倍。另外,丢包时要重发，甚至多次重发，做到可靠的方式就是有组织地增加冗余。
TCP宣称自己是面向连接的，传输数据之前要先建立连接，那么问题来了:
问题2: TCP的连接到底是啥？
按照老美的套路，我们先聊一聊它不是什么？
有一种相当普遍的错误理解：
TCP连接是互联网上的一条专属通道，就像是在两端建立了一座桥。
上面的错误说法非常流行，建立TCP的连接对于IP层没有任何改造。IP层也不关心这个包是是不是TCP的包。
TCP建立连接的含义是: 两端的设备创建了一些数据结构，这些数据结构包含了对方的信息(IP和端口和状态等)，建立连接的过程就是数据结构中连接状态变为“已连接”的过程，后面发送端发送数据到接收端，接收端经过检查发现在自己数据结构中包含了对方的IP和端口，就会正常地接收这个包，仅此而已。
所以，TCP连接仅仅是两端维护的“连接状态”，都说建立连接的过程叫“三次握手”，那么问题来了：
问题3： “三次握手”做了什么？
既然TCP的连接仅仅是“状态维护”，那么TCP就有一套状态集合，包含了TCP的所有状态，这套状态集合就是TCP的状态机。
回到TCP Header格式图:
这次关注的数据是:
- TCP Flags: 包的标识，主要用于状态机的维护
关于TCP Flags的取值，可以扫一眼下面这张图，先注意一下SYN和FIN这两值。
直接讲TCP的状态变换非常生硬，我们穿插在连接建立和断开的过程中来讲，这样比较直观。
从包的发送角度来看，建立连接过程就是三个包发送且到达的过程，如下图:
过程大概是这样(其实图已经非常直观了):
- 准备阶段，B要先监听一个端口，通常服务器监听的固定端口，状态机变化: CLOSED -> LISTEN
- A发送(1)(一个TCP Segment)，TCP Flags为SYN, 表示希望同步初始序列号; seq(上面提到的Sequence Number)为x,表示来自A的包起始的序列号是x. 状态机变化: CLOSED -> SYN_SEND
- (收到(1)之后) B发送(2), TCP Flags 为SYN, 表示同步初始序列号；seq=y, 表示来自B的包起始序列号是y; ACK(上面提到的Acknowledgment Number)为x+1, 表示收到了A发来的seq=x的包。 状态机变化: LISTEN -> SYN_RCVD
- (收到(2)之后) A发送(3), ACK=y+1, 表示收到B发来的seq=y的包, 状态机变化: SYN_SEND -> ESTABLISHED， 此时A端连接建立，A可以主动发送数据了。
- (收到(3)之后) B端状态机变化: SYN_RCVD -> ESTABLISHED, 此时B端建立连接，B可以主动发送数据了。
看到这里，那个经典的问题又来了:
为什么非要三次呢？两次不行吗？四次不行吗？
先给答案: 两次真不行，四次不划算
从连接过程中可以看到，TCP三次握手主要解决确定了下面的问题：
- 确认对方是可以连通的, 也愿意让我连(我发送的包，收到了对方的ACK)
- 确认对方已经知道了我的初始序列号(ISN)，后面我发送的数据包seq与这个值有关系的
如果改成两次，就不能确认A已经知道了B的ISN。
如果改成四次，是可以知道对方收到了(3)，但也不能因此让网络更加可靠，所以不划算。
细心的同学可能意识到一个问题: A 与 B连接连接的时间点是不同的，一般情况下(3)丢了肯定是重发(2), 但是
如果A建立连接后立马发数据，此时(3)丢了,B端还没有建立连接，那该怎么办呢？
这位同学很刁钻啊，A发的数据到了，说明A建立连接了，说明A收到(2)了, 此时A发的数据包就起到了(3)的确认作用，B会立马建立连接然后处理这些数据。
说完了建立连接，我们看看关闭连接的过程:
问题4: “四次挥手”做了什么？
既然建立了连接，就要能够断开连接，服务器里为对端设备维护的数据结构也需要释放。
连接的断开比建立要复杂一些，正常情况下，连接的断开都是主动的，过程如下图::
- 前置条件，两端都处于ESTABLISHED状态(建立已建立)
- 一方发起断开请求，这里A发起断开: A发送(1), TCP Flags 为FIN(FINISH), seq=x, 表示请求断开连接, 状态机变化: ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1, 之后A不再向B发送应用层数据。
- (收到(1)之后) B发送(2) ACK=x+1表示收到A发送的seq=x的包，状态机变化: ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT
- (收到(2)之后) A的状态机变化: FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2
- (B应用层数据传输完成后) B发送(3), TCP Flags 为FIN, seq=y, 表示请求断开连接。状态机变化: CLOSE_WAIT -> LAST_ACK， 同时B不再向A发送应用层数据。
- (收到(3)之后) A发送(4) ACK=y+1, 表示收到B发送的seq=y的包，状态机变化: FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT, 等待2MSL(Maximum Segment Lifetime, TCP Segment的最大生存时间)，之后状态机变化: TIME_WAIT -> CLOSED, 此时A断开连接。
- (收到(4)之后) B的状态机发生变化: LAST_ACK -> CLOSED, 此时B断开连接。
看到这里，同样的问题又来了:
为什么是四次挥手，为什么不是三次？
答案显而易见: 三次不行。
因为A无法确认，在自己请求关闭时，B是否还有应用层数据需要发送。所以需要B确认没有应用层数据发送时，再发起一个断开请求(3)，如果B发送(3)之后直接关闭，在(3)丢包的时候，A会以为B还有数据要发，A永远处于FIN_WAIT_2状态。当然Linux会设一个超时，处理这种异常，但是大部分的流程是正常的，不应该按照异常来处理。
细心的同学可能发现一个问题:
A收到(3)之后，没有马上关闭，而是进入了一个TIME_WAIT状态，等待了2MSL才关闭？为什么？
主要是B没收到(4)时，有足够的时间再发一次。这里的2MSL，TCP协议定的是2分钟，实际中一般使用30秒。
这时候，一个经验丰富的同学占了起来，问:
你说的都是正常情况，生活中的异常情况太多了，比如拔网线，手机关机，坐在车上切换了基站，这些情况根本不会按照正常的流程走的。
这位同学你说的对, 我们上面讨论的都是主动断开连接，事实上，被动断开连接的情况也会出现，而且会出现在各个阶段，这个时候我们一般能够检测到目标(ip+端口)不可达，不过这涉及到一个叫ICMP的协议(就是ping命令使用的协议)，这里就不做太多介绍了。
实际上，断开连接还有一种情况: 双方同时断开，这也是一种正常情况，如下图:
双方同时断开并不要求双方在同一时间点发送断开的请求，只要是对方的断开请求还没收到，这时发出断开请求，都算是同时断开。
我们看到同时断开的场景双方的状态变化是一致的(不要求时间一致)，我们只讲一端的状态变化:
- A发出(1), TCP Flags为FIN, seq=j, 表示请求断开连接。状态机变化: ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1, A不在向B发送应用层数据.
- A收到(2), 表示B请求断开连接, 未收到断开请求ACK，先收到了对方的断开请求。A端意识到此时是同时断开场景，发送(2)', 表示收到了B的断开请求，状态机变化: FIN_WAIT_1 -> CLOSING
- A收到(1)', 表示B收到了A的断开连接请求，状态机变化: CLOSING -> TIME_WAIT， 等待2MSL后状态机变化: TIME_WAIT -> CLOSED，此时A断开连接。
聊到这里，我们可以对TCP的状态机做个总结了，我们可以对TCP的状态机做个总结了。这是一张重要又复杂的图，不过如果前面的内容都读懂了，你理解这张图就就不成问题了。
在终端输入netstat命令，现在你可以明白最后一列是什么意思了:
说完了TCP连接和断开，就要聊聊传输过程中的事儿了，最先想到的就是丢包重传了：
问题5: 丢包重传是怎么做的？
丢包重传是TCP保证可靠的重要机制，在TCP协议的实现中，会综合很多机制来做到这一点:
超时重传机制
发送端会动态地给数据包设置超时时间，如果超过这个时间没有收到ACK，就会重新发送数据包，当然，重新发送后超时时间又会调整。
超时重传机制有一个问题，如果遇到乱序(reordering)，后面的包先到了，由于中间的包没有到，超时重传机制会认为后面的包也没到。这时候有两种选择：
- 只重传第一个超时的，死等ACK
- 将所有的包重传
两种选择都不够好，第一种会导致传输慢，第二种是浪费带宽。
快速重传机制
为了解决超时重传的缺陷，TCP引入了快速重传机制(Fast Retransmit)，简单讲，如果出现了乱序，就连续ACK三次第一个丢失的包，发送单连续收到3个ACK，明白这个包丢了，马上重传，而不是等待超时。
快速重传只是解决了不用等超时的问题，还是没解决“后面的包要不要重传”的问题。因为不能确认后面到底是哪几个包到了。
SACK机制
还有一种更好的机制叫SACK(Selective Acknowledgment), 就是在TCP Header中加入SACK，标记乱序时后面收到的包，比如(ACK6, SACK8, SACK9)，发送方就清楚第7个包丢了。
问题6: 服务器处理不过来了, 你能发慢点吗？
我们前面讨论的都是怎么连接，怎么断开，丢包之后怎么重传的问题，其实还有一个重要的问题，如何保证我的网络处理程序达到一种状态:
在条件允许的情况下，以最快的速度发送和接受数据。
毕竟网络的性能是影响用户体验的重要因素，这里的“条件允许”指的是:
- 接收端来得及处理
- 不会造成网络拥堵(这个在问题7中讨论)
换句话说，这个问题就是如何做好数据发送量的控制, 让TCP在接收方有能力处理时，做到最大化的数据传输, 这个控制就是流量控制。
TCP引入的机制是滑动窗口(Sliding Window)，窗口的大小会根据运行状态变化，通过这个窗口的大小来决定当前可以发送多少数据，从而进行流量的控制。
如下图所示，对于发送端，黑框就是滑动窗口:
有了滑动窗口，发送端数据可以分为4部分:
- (#1): 已发送且收到ACK
- (#2): 已发送未收到ACK
- (#3): 可发送还未发送
- (#4): 不可以发送(大于窗口了，对方处理不过来)
窗口是看到了，那窗口的大小怎么改变呢？
回到这张熟悉的图:
TCP Header中有一个字段叫Window, 也叫AdvertisedWindow(滑动窗口), 接收方会在这个字段中传入窗口的大小，也就是自己的可以处理数据的最大值。就是说伴随着ACK包的接收，发送方的的窗口大小可能会不断改变，下图描述了接收端一步一步把发送端滑动窗口变为0的过程。
如果细心的话，会发现有很多细节的问题，比如:
滑动窗口变为0了，那是不是永远都不发包了？
当然不是，滑动窗口变为0之后，发送方还是会发几次特殊的包，这个包的用途就是问问接收方窗口有没有变化。
会不会有这样的情况: #3部分(上图Figure-AdvertisedWindow)为1个字节，滑动窗口不变，那是不是后面每个包都发一个字节？
这个问题叫"糊涂窗口综合症"(Silly Window Syndrome), 实际上IP Header + TCP Header 就有几十Byte, 每次只发送数据很少的包会很浪费带宽，最终也会导致很差的性能。
协议实现的过程中，这种细节非常多，各种实现中，统一的思路都是等到可发送的数据足够多时再进行发送。
关于滑动窗口说一句题外话，左耳朵说"不了解TCP的滑动窗口等于不了解TCP协议"，作为一个很好的机制，滑动窗口作为一个很好的机制也被沿用到了QUIC(HTTP/3, based on UDP)中。
问题7: 好慢啊，网络卡了？
刚刚已经提到了，影响网络处理性能的因素中，除了两端的处理速度，还有网络中间的拥堵情况。
网络拥堵时，TCP能够知道的就是丢包增加，这个时候如果一味地重传会加重网络的拥堵，恶性循环下去，可能导致大面积的网络瘫痪。基于这一点的考虑，TCP在处理网络拥堵的时候，奉行了这样的思路: 发现拥堵，先出让自身的资源。考虑到TCP协议现在的流行程度，看得出TCP设计者的高瞻远瞩。
应对网络拥堵的具体处理过程，就是TCP 的拥塞控制。
说到拥塞控制，要先介绍一个拥塞窗口(Congestion Window, cwnd)的概念, 与滑动窗口共同控制发送端的发送速度，具体的关系是已发送未接受数据量(上图Figure-AdvertisedWindow中#2部分)不可以大于cwnd。
TCP的拥塞控制主要用了下面几种策略:
1 慢启动(Slow Start)
慢启动的逻辑是：刚刚开始发送数据的连接，慢慢地提速到峰值，而不是一上来就拉到滑动窗口的最大值。这样能够尽可能地避免新加入网络的连接导致网络拥堵。
慢启动处理过程是:
- 连接建立时，cwnd初始值为1(不同实现该值可能不同)
- 收到一个ACK，cwnd+1 ( 一个包ACK后，可以发两个包；两个包都收到ACK后，就可以发四个包，指数增长)
- 指数增长有上限，叫ssthresh(slow start threshold), 通常是65535Byte，cwnd超过ssthresh后，cwnd的变化会由"拥塞避免算法"处理。
我们看到，慢启动的过程只是为了不要一下子占满了带宽，如果网络状况好的话(快速ACK，一直不丢包)，它的速度增长还是很快的，如果过程中遇到丢包，也会迅速降速(参考下面的3 拥塞状态算法)，也不会造成网络的进一步拥堵。
这里有一点需要注意，cwnd在实际工作中是以Byte为单位，刚刚的规则中把cwnd设为1，这里的1不是指1个字节，为了理解的方便，这里指1个MSS(Maximum Segment Size 最大数据段尺寸, 数值上MSS = MTU(1500Byte)-IP Header-TCP Header)，当前cwnd的大小是1个MSS的字节数，大约是1460Byte。
2 拥塞避免算法(Congestion Avoidance)
cwnd总不能永远指数增长，到了ssthresh后，就会降低增长速度，按照如下流程处理:
- 收到一个ACK时，cwnd = cwnd + 1/cwnd
这样如果所有的数据都收到ACK，那么下一次请求书可以增加(1/cwnd*cwnd=)1，指数增长变成了线性增长，慢慢地增加到峰值。
3 拥塞状态算法
TCP能够检测到拥堵的方式是基于丢包，正如问题5，丢包时通常有两种情况:
超时重传
TCP会认为超时重传的情况比较严重，处理的方式非常极端:
- sshthresh = cwnd /2
- cwnd = 1
- 重新进入慢启动过程
我们看到超时重传的场景，TCP对于拥塞的处理非常激进，上限减半，窗口变为最小，可谓"一超时回到解放前".
快速重传(Fast Retransmit)
前面也说过了，在收到3个duplicate ACK时开启了快速重传，此时cwnd会有如下变化:
- cwnd = cwnd /2
- sshthresh = cwnd
- 进入“快速恢复算法”
不同场景，不同逻辑； 还没到超时就抽到了3个duplicate ACK，看来网络情况也没有那么糟糕，那就不用回到解放前了，降为一半就行了，关于快速恢复，见下文。
4 快速恢复算法(Fast Recovery)
快速恢复算法配合快速重传算法，基于这样的认知: 既然3个duplicate ACK都收到了，看来网络情况也没有那么糟糕，速度都已经减半了，可以以适当快的速度进行速度的恢复。
具体的算法如下:
- cwnd = sshthresh + 3 * MSS
- 重传Duplicated ACKs指定的数据包
- 如果再收到 duplicated Acks，那么cwnd = cwnd +1(一个ack，窗口+1)
- 如果收到了新的Ack，那么，cwnd = sshthresh ，然后进入拥塞避免的算法(一个ack，窗口加1/cwnd)
从这算法的过程我们发现，还是没有解决快速重传算法的问题：不知道丢了一个包还是多个包。于是按照只要收到一个Duplicate Acks就折半(cwnd减半，sshthresh=cwnd)，这就导致多个包Duplicate Acks会导致cwnd指数级下降。理论上，已经折半了，就应该把这个区间内丢的包全部快速重传，基于这样的逻辑，后面快速恢复算法也进行了变更-TCP New Reno.
另外，对于支持SACK的连接，还可以使用FACK(Forward Acknowledgment)算法。
我们看到，TCP对于拥塞控制的核心依据是丢包，发现Duplicate Acks就折半，发现丢包就直接“回到解放前”，TCP这样设计的核心是基于当时的场景，认为丢包的原因就是网络拥堵。
这样的逻辑，有问题吗？
Reference
https://nmap.org/book/tcpip-ref.html
http://www.serverframework.com/asynchronousevents/2011/01/time-wait-and-its-design-implications-for-protocols-and-scalable-servers.html
https://coolshell.cn/articles/11564.html
https://coolshell.cn/articles/11609.html