TCP/IP协议

协议

• 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位的窗口大小，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，从而达到流量控制的目的；通俗点讲，就是接受方每次收到数据包，在发送确认报文的时候，同时告诉发送方，自己的缓存区还有多少空余空间，缓冲区的空余空间，我们就称之为接受窗口大小。这就是win
• 32位序号：Sequence number：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。
• 32位确认号：Acknowledge number：用作对另一方发送的tcp报文段的响应。其值是收到的TCP报文段的序号值加1。
• SYN（synchronous，同步，表示建立连接）
• ACK（Acknowledgement，确认，表示确认号是否有效）
• FIN（finish，表示告知对方本端要关闭连接了）：终止一个连接的正常方式是一方发送FIN。有时这也称为有序释放（orderly release），因为在所有排队数据都已发送之后才发送FIN，正常情况下没有任何数据丢失。但也有可能发送一个复位报文段而不是FIN来中途释放一个连接。有时称这为异常释放（abortive release）
• URG(urgent，设置为1时，首部中的16位紧急指针有效，表示数据要优先处理；为0时，紧急指针没有意义)，URG=1，表示紧急指针指向包内数据段的某个字节（数据从第一字节到指针所指向字节就是紧急数据）不进入缓冲区（一般不都是待发送的数据要先进入发送缓存吗？就直接交个上层进程，余下的数据都是要进入接收缓冲的；一般来说TCP是要等到整个缓存都填满了后在向上交付，但是如果PSH=1的话，就不用等到整个缓存都填满，直接交付，但是这里的交付仍然是从缓冲区交付的，URG是不要经过缓冲区的。紧急数据的起始点=序号；紧急数据的终止点=序号+紧急指针
• PSH（push，标志位所表达的是发送方通知接收方传输层应该尽快的将这个报文段交给应用层。传输层及以下的数据往往是由系统所带的协议栈进行处理的，客户端在收到一个个报文之后，经由协议栈解封装之后会立马把数据交给应用层去处理吗？如果说在收到报文之后立马就交给上层，这时候应用层由于数据不全，可能也不会进行处理。而且每来一个报文就交一次，效率很低。因此传输层一般会是隔几个报文，统一上交数据。什么时候上交数据呢，就是在发送方将PUSH标志位置1的时候。那么什么时候标志位会置1呢，通常是发送端觉得传输的数据应用层可以进行处理了的时候。举个例子来说，TLS 协议中的的证书交换部分，通常证书链的大小在3K-4K左右，一般分三个报文来进行传输。只有当这3K-4K的报文传输完毕之后，那么数据形成完整的证书链，这个时候对于接收方才是有意义的（可以进行证书链的验证），单纯的一个报文无异于乱码。因此在TLS连接中，通常会发现证书的第三个报文同上设置了push位，是发送方来告知接收方，可以把数据送往tcp的上层了，因为这些报文已经组成了有意义的内容了
• RST（reset，表示要求对方重新建立连接），举例：比如，AB正常建立连接了，正在通讯时，A向B发送了FIN包要求关连接，B发送ACK后，网断了，A通过若干原因放弃了这个连接（例如进程重启）。网通了后，B又开始发数据包，A收到后表示压力很大，不知道这野连接哪来的，就发了个RST包强制把连接关了，B收到后会出现connect reset by peer错误

三次握手

为什么需要三次握手

• 为了实现可靠数据传输， TCP 协议的通信双方， 都必须维护一个序列号， 以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的。 三次握手的过程即是通信双方相互告知序列号起始值， 并确认对方已经收到了序列号起始值的必经步骤
• 如果只是两次握手， 至多只有连接发起方的起始序列号能被确认， 另一方选择的序列号则得不到确认

三次握手（建立链接）：主要互相告知自己的Sequence number，确保双方都收到Sequence number

1. 第一次握手：主机A发送位码为syn＝1，随机产生seq number=1234567的数据包到服务器，主机B由SYN=1知道，A要求建立联机；
2. 第二次握手：主机B收到请求后要确认联机信息，向A发送ack number=(主机A的seq+1)，syn=1，ack=1，随机产生seq=7654321的包；
3. 第三次握手：主机A收到后检查ack number是否正确，即第一次发送的seq number+1，以及位码ack是否为1，若正确，主机A会再发送ack number=(主机B的seq+1)，ack=1，主机B收到后确认seq值与ack=1则连接建立成功。

三次握手总结：在TCP/IP协议中，TCP协议提供可靠的连接服务，采用三次握手建立一个连接。  第一次握手：建立连接时，客户端发送syn包(syn=j)到服务器，并进入SYN_SEND状态，等待服务器确认；  第二次握手：服务器收到syn包，必须确认客户的SYN（ack=j+1），同时自己也发送一个SYN包（syn=k），即SYN+ACK包，此时服务器进入SYN_RECV状态；第三次握手：客户端收到服务器的SYN＋ACK包，向服务器发送确认包ACK(ack=k+1)，此包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED状态，完成三次握手

需要注意的是， 上图中出现的 ACK = x +1 的写法很容易让人误以为数据包中的 ACK 域的数据值被填成了 y+1 。 ACK = x+1 的实际含义是：

• TCP 包的 ACK 标志位（1 bit） 被置成了 1
• TCP 包的确认号（acknowledgement number ） 的值为 x+1

四次握手

 四次握手（关闭连接）：

由于TCP连接时全双工的，因此，每个方向都必须要单独进行关闭，这一原则是当一方完成数据发送任务后，发送一个FIN来终止这一方向的连接，收到一个FIN只是意味着这一方向上没有数据流动了，即不会再收到数据了，但是在这个TCP连接上仍然能够发送数据，直到另一方向也发送了FIN。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方则执行被动关闭，上图描述的即是如此。

1. 第一次挥手：Client发送一个FIN，用来关闭Client到Server的数据传送，Client进入FIN_WAIT_1状态。
2. 第二次挥手：Server收到FIN后，发送一个ACK给Client，确认序号为收到序号+1（与SYN相同，一个FIN占用一个序号），Server进入CLOSE_WAIT状态。
3. 第三次挥手：Server发送一个FIN，用来关闭Server到Client的数据传送，Server进入LAST_ACK状态。
4. 第四次挥手：Client收到FIN后，Client进入TIME_WAIT状态，接着发送一个ACK给Server，确认序号为收到序号+1，Server进入CLOSED状态，完成四次挥手。

为什么建立连接是三次握手，而关闭连接却是四次挥手呢？ 

这是因为服务端在LISTEN状态下，收到建立连接请求的SYN报文后，把ACK和SYN放在一个报文里发送给客户端。而关闭连接时，当收到对方的FIN报文时，仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据，己方也未必全部数据都发送给对方了，所以己方可以立即close，也可以发送一些数据给对方后，再发送FIN报文给对方来表示同意现在关闭连接，因此，己方ACK和FIN一般都会分开发送。

为什么TIME_WAIT状态需要经过2MSL(最大报文段生存时间)才能返回到CLOSE状态？

原因有二：

1. 保证TCP协议的全双工连接能够可靠关闭
2. 保证这次连接的重复数据段从网络中消失

       先说第一点，如果Client直接CLOSED了，那么由于IP协议的不可靠性或者是其它网络原因，导致Server没有收到Client最后回复的ACK。那么Server就会在超时之后继续发送FIN，此时由于Client已经CLOSED了，就找不到与重发的FIN对应的连接，最后Server就会收到RST而不是ACK，Server就会以为是连接错误把问题报告给高层。这样的情况虽然不会造成数据丢失，但是却导致TCP协议不符合可靠连接的要求。所以，Client不是直接进入CLOSED，而是要保持TIME_WAIT，当再次收到FIN的时候，能够保证对方收到ACK，最后正确的关闭连接。

       再说第二点，如果Client直接CLOSED，然后又再向Server发起一个新连接，我们不能保证这个新连接与刚关闭的连接的端口号是不同的。也就是说有可能新连接和老连接的端口号是相同的。一般来说不会发生什么问题，但是还是有特殊情况出现：假设新连接和已经关闭的老连接端口号是一样的，如果前一次连接的某些数据仍然滞留在网络中，这些延迟数据在建立新连接之后才到达Server，由于新连接和老连接的端口号是一样的，又因为TCP协议判断不同连接的依据是socket pair，于是，TCP协议就认为那个延迟的数据是属于新连接的，这样就和真正的新连接的数据包发生混淆了。所以TCP连接还要在TIME_WAIT状态等待2倍MSL，这样可以保证本次连接的所有数据都从网络中消失

半连接队列

• 第一次握手时，因为客户端与服务器之间的连接还未完全建立，连接会被放入半连接队列中

全连接队列中

• 当完成三次握手以后，连接会被放入全连接队列中。服务器处理Accept事件是在TCP三次握手，也就是建立连接之后。服务器会从全连接队列中获取连接并进行处理

SO_BACKLOG

• 在Netty中，SO_BACKLOG主要用于设置全连接队列的大小。当处理Accept的速率小于连接建立的速率时，全连接队列中堆积的连接数大于SO_BACKLOG设置的值是，便会抛出异常

syns queue 和 accept queue

• 在linux系统内核中维护了两个队列：syns queue 和 accept queue，分别存储状态为SYN_REVD和ESTABLISHED的连接，并且在linux2.2及以后，backlog表示accept queue的大小，而syn queue大小由 /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_syn_backlog等参数共同作用配置。
• 不管是半连接队列还是全连接队列，都有最大长度限制，超过限制时，内核会直接丢弃，或返回 RST 包。
• 如果要想知道客户端连接不上服务端，是不是服务端 TCP 全连接队列满的原因，那么可以把 tcp_abort_on_overflow 设置为 1，这时如果在客户端异常中可以看到很多 connection reset by peer 的错误，那么就可以证明是由于服务端 TCP 全连接队列溢出的问题。（产生connection reset by peer场景有很多：一般是服务端主动断开导致）

SYN 攻击、DDos 攻击

• 模拟 TCP 半连接溢出场景不难，实际上就是对服务端一直发送 TCP SYN 包，但是不回第三次握手 ACK，这样就会使得服务端有大量的处于 SYN_RECV 状态的 TCP 连接。这其实也就是所谓的 SYN 洪泛、SYN 攻击、DDos 攻击

半链接队列满了

• 增大半连接队列：Tcp_max_syn_backlog, somaxconn,backlog
• 减少SYN+ACK重传次数：默认是5次，/proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries（生产环境ECS已设置为1）
• 开启tcp_syncookies：/proc/sys/net/ipv4/tcp_cookies（生产环境ECS已设置为1）

全连接队列满的预防措施

• min(somaxconn, backlog)
• 考虑关闭tcp_abort_on_overflow功能

提升 TCP 的策略

接下来，将以三个角度来阐述提升 TCP 的策略，分别是：

• TCP 三次握手的性能提升
• TCP 四次挥手的性能提升
• TCP 数据传输的性能提升

1. 三次握手的性能提升

客户端优化

• 三次握手建立连接的首要目的是「同步序列号」：Synchronize Sequence Numbers（同步序列号）
• 客户端在等待服务端回复的 ACK 报文，正常情况下，服务器会在几毫秒内返回 SYN+ACK ，但如果客户端长时间没有收到 SYN+ACK 报文，则会重发 SYN 包，重发的次数由 tcp_syn_retries 参数控制，默认是 5 次
• 通常，第一次超时重传是在 1 秒后，第二次超时重传是在 2 秒，第三次超时重传是在 4 秒后，第四次超时重传是在 8 秒后，第五次是在超时重传 16 秒后。没错，每次超时的时间是上一次的 2 倍。当第五次超时重传后，会继续等待 32 秒，如果仍然服务端没有回应 ACK，客户端就会终止三次握手。所以，总耗时是 1+2+4+8+16+32=63 秒，大约 1 分钟左右。
• SYN 超时重传：你可以根据网络的稳定性和目标服务器的繁忙程度修改 SYN 的重传次数，调整客户端的三次握手时间上限。比如内网中通讯时，就可以适当调低重试次数，尽快把错误暴露给应用程序

服务端优化

• 当服务端收到 SYN 包后，服务端会立马回复 SYN+ACK 包，表明确认收到了客户端的序列号，同时也把自己的序列号发给对方。此时，服务端出现了新连接，状态是 SYN_RCV。在这个状态下，Linux 内核就会建立一个「半连接队列」来维护「未完成」的握手信息，当半连接队列溢出后，服务端就无法再建立新的连接
• SYN 攻击，攻击的是就是这个半连接队列。如何查看由于 SYN 半连接队列已满，而被丢弃连接的情况？我们可以通过该 netstat -s 命令给出的统计结果中， 可以得到由于半连接队列已满，引发的失败次数：

上面输出的数值是累计值，表示共有多少个 TCP 连接因为半连接队列溢出而被丢弃。隔几秒执行几次，如果有上升的趋势，说明当前存在半连接队列溢出的现象

• 如果 SYN 半连接队列已满，只能丢弃连接吗?并不是这样，开启 syncookies 功能就可以在不使用 SYN 半连接队列的情况下成功建立连接。syncookies 的工作原理：服务器根据当前状态计算出一个值，放在己方发出的 SYN+ACK 报文中发出，当客户端返回 ACK 报文时，取出该值验证，如果合法，就认为连接建立成功，如下图所示

开启 syncookies 功能

syncookies 参数主要有以下三个值：

0 值，表示关闭该功能；1 值，表示仅当 SYN 半连接队列放不下时，再启用它；2 值，表示无条件开启功能；那么在应对 SYN 攻击时，只需要设置为 1 即可

• 当客户端接收到服务器发来的 SYN+ACK 报文后，就会回复 ACK 给服务器，同时客户端连接状态从 SYN_SENT 转换为 ESTABLISHED，表示连接建立成功。服务器端连接成功建立的时间还要再往后，等到服务端收到客户端的 ACK 后，服务端的连接状态才变为 ESTABLISHED。如果服务器没有收到 ACK，就会重发 SYN+ACK 报文，同时一直处于 SYN_RCV 状态。当网络繁忙、不稳定时，报文丢失就会变严重，此时应该调大重发次数。反之则可以调小重发次数。修改重发次数的方法是，调整 tcp_synack_retries 参数
• tcp_synack_retries 的默认重试次数是 5 次，与客户端重传 SYN 类似，它的重传会经历 1、2、4、8、16 秒，最后一次重传后会继续等待 32 秒，如果服务端仍然没有收到 ACK，才会关闭连接，故共需要等待 63 秒。服务器收到 ACK 后连接建立成功，此时，内核会把连接从半连接队列移除，然后创建新的完全的连接，并将其添加到 accept 队列，等待进程调用 accept 函数时把连接取出来。如果进程不能及时地调用 accept 函数，就会造成 accept 队列（也称全连接队列）溢出，最终导致建立好的 TCP 连接被丢弃
• accept 队列已满，只能丢弃连接吗？丢弃连接只是 Linux 的默认行为，我们还可以选择向客户端发送 RST 复位报文，告诉客户端连接已经建立失败。打开这一功能需要将 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 1
• tcp_abort_on_overflow 共有两个值分别是 0 和 1，0 ：如果 accept 队列满了，那么 server 扔掉 client 发过来的 ack ；1 ：如果 accept 队列满了，server 发送一个 RST 包给 client，表示废掉这个握手过程和这个连接；如果要想知道客户端连接不上服务端，是不是服务端 TCP 全连接队列满的原因，那么可以把 tcp_abort_on_overflow 设置为 1，这时如果在客户端异常中可以看到很多 connection reset by peer 的错误，那么就可以证明是由于服务端 TCP 全连接队列溢出的问题。通常情况下，应当把tcp_abort_on_overflow 设置为 0，因为这样更有利于应对突发流量

2.四次挥手的性能提升

• 当主动方关闭连接时，会发送 FIN 报文，此时发送方的 TCP 连接将从 ESTABLISHED 变成 FIN_WAIT1。
• 当被动方收到 FIN 报文后，内核会自动回复 ACK 报文，连接状态将从 ESTABLISHED 变成 CLOSE_WAIT，表示被动方在等待进程调用 close 函数关闭连接。
• 当主动方收到这个 ACK 后，连接状态由 FIN_WAIT1 变为 FIN_WAIT2，也就是表示主动方的发送通道就关闭了。
• 当被动方进入 CLOSE_WAIT 时，被动方还会继续处理数据，等到进程的 read 函数返回 0 后，应用程序就会调用 close 函数，进而触发内核发送 FIN 报文，此时被动方的连接状态变为 LAST_ACK。当主动方收到这个 FIN 报文后，内核会回复 ACK 报文给被动方，同时主动方的连接状态由 FIN_WAIT2 变为 TIME_WAIT，在 Linux 系统下大约等待 1 分钟后，TIME_WAIT 状态的连接才会彻底关闭
• 当被动方收到最后的 ACK 报文后，被动方的连接就会关闭。你可以看到，每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手
• 主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT，虽然 TIME_WAIT 状态有存在的必要，但它毕竟会消耗系统资源。如果发起连接一方的 TIME_WAIT 状态过多，占满了所有端口资源，则会导致无法创建新连接

主动方的优化

• 关闭的连接的方式通常有两种，分别是 RST 报文关闭和 FIN 报文关闭。
• 如果进程异常退出了，内核就会发送 RST 报文来关闭，它可以不走四次挥手流程，是一个暴力关闭连接的方式
• 安全关闭连接的方式必须通过四次挥手

被动方的优化

• 当被动方收到 FIN 报文时，内核会自动回复 ACK，同时连接处于 CLOSE_WAIT 状态，顾名思义，它表示等待应用进程调用 close 函数关闭连接
• 内核没有权利替代进程去关闭连接，因为如果主动方是通过 shutdown 关闭连接，那么它就是想在半关闭连接上接收数据或发送数据。因此，Linux 并没有限制 CLOSE_WAIT 状态的持续时间。当然，大多数应用程序并不使用 shutdown 函数关闭连接。所以，当你用 netstat 命令发现大量 CLOSE_WAIT 状态。就需要排查你的应用程序，因为可能因为应用程序出现了 Bug，read 函数返回 0 时，没有调用 close 函数
• 处于 CLOSE_WAIT 状态时，调用了 close 函数，内核就会发出 FIN 报文关闭发送通道，同时连接进入 LAST_ACK 状态，等待主动方返回 ACK 来确认连接关闭。如果迟迟收不到这个 ACK，内核就会重发 FIN 报文，重发次数仍然由 tcp_orphan_retries 参数控制，这与主动方重发 FIN 报文的优化策略一致。

还有一点我们需要注意的，如果被动方迅速调用 close 函数，那么被动方的 ACK 和 FIN 有可能在一个报文中发送，这样看起来，四次挥手会变成三次挥手，这只是一种特殊情况，不用在意。

小结：

3. TCP传输数据的优化

• TCP 可靠性是通过 ACK 确认报文实现的，又依赖滑动窗口提升了发送速度也兼顾了接收方的处理能力。
• 可是，默认的滑动窗口最大值只有 64 KB，不满足当今的高速网络的要求，要想要想提升发送速度必须提升滑动窗口的上限，在 Linux 下是通过设置 tcp_window_scaling 为 1 做到的，此时最大值可高达 1GB。
• 滑动窗口定义了网络中飞行报文的最大字节数，当它超过带宽时延积时，网络过载，就会发生丢包。而当它小于带宽时延积时，就无法充分利用网络带宽。因此，滑动窗口的设置，必须参考带宽时延积。
• 内核缓冲区决定了滑动窗口的上限，缓冲区可分为：发送缓冲区 tcp_wmem 和接收缓冲区 tcp_rmem。
• Linux 会对缓冲区动态调节，我们应该把缓冲区的上限设置为带宽时延积。发送缓冲区的调节功能是自动打开的，而接收缓冲区需要把 tcp_moderate_rcvbuf 设置为 1 来开启。其中，调节的依据是 TCP 内存范围 tcp_mem。
• 但需要注意的是，如果程序中的 socket 设置 SO_SNDBUF 和 SO_RCVBUF，则会关闭缓冲区的动态整功能，所以不建议在程序设置它俩，而是交给内核自动调整比较好。
• 有效配置这些参数后，既能够最大程度地保持并发性，也能让资源充裕时连接传输速度达到最大值。

WebSocket与Http

Http

• HTTP的生命周期通过Request来界定，也就是一个Request 一个Response，那么在HTTP1.0中，这次HTTP请求就结束了。
• 在HTTP1.1中进行了改进，使得有一个keep-alive，也就是说，在一个HTTP连接中，可以发送多个Request，接收多个Response。
• 但是请记住 Request = Response ， 在HTTP中永远是这样，也就是说一个request只能有一个response。而且这个response也是被动的，不能主动发起。
• 很多网站为了实现推送技术，所用的技术都是轮询。轮询是在特定的时间间隔（如每1秒），由浏览器对服务器发出HTTP请求，然后由服务器返回最新的数据给客户端的浏览器。这种传统的模式带来很明显的缺点，即浏览器需要不断的向服务器发出请求，然而HTTP请求可能包含较长的头部，其中真正有效的数据可能只是很小的一部分，显然这样会浪费很多的带宽等资源。

在这种情况下，HTML5定义了WebSocket协议，能更好的节省服务器资源和带宽，并且能够更实时地进行通讯。

WebSocket

• WebSocket协议：与http协议一样是应用层协议

首先我们来看个典型的Websocket握手：

GET /chat HTTP/1.1
Host: server.example.com
Upgrade: websocket
Connection: Upgrade
Sec-WebSocket-Key: x3JJHMbDL1EzLkh9GBhXDw==
Sec-WebSocket-Protocol: chat, superchat
Sec-WebSocket-Version: 13
Origin: http://example.com

重点请求首部意义如下：

• Connection: Upgrade：表示要升级协议
• Upgrade: websocket：表示要升级到websocket协议。
• Sec-WebSocket-Version: 13：表示websocket的版本。如果服务端不支持该版本，需要返回一个Sec-WebSocket-Versionheader，里面包含服务端支持的版本号。
• Sec-WebSocket-Key：与后面服务端响应首部的Sec-WebSocket-Accept是配套的，提供基本的防护，比如恶意的连接，或者无意的连接

然后服务器会返回下列东西，表示已经接受到请求， 成功建立Websocket啦

HTTP/1.1 101 Switching Protocols
Upgrade: websocket
Connection: Upgrade
Sec-WebSocket-Accept: HSmrc0sMlYUkAGmm5OPpG2HaGWk=
Sec-WebSocket-Protocol: chat

Sec-WebSocket-Accept根据客户端请求首部的Sec-WebSocket-Key计算出来

这里开始就是HTTP最后负责的区域了，告诉客户，我已经成功切换协议啦~

• ajax轮询 ，ajax轮询 的原理非常简单，让浏览器隔个几秒就发送一次请求，询问服务器是否有新信息

WebSocket有以下特点：

• 是真正的全双工方式，建立连接后客户端与服务器端是完全平等的，可以互相主动请求。而HTTP长连接基于HTTP，是传统的客户端对服务器发起请求的模式。
• HTTP长连接中，每次数据交换除了真正的数据部分外，服务器和客户端还要大量交换HTTP header，信息交换效率很低。Websocket协议通过第一个request建立了TCP连接之后，之后交换的数据都不需要发送 HTTP header就能交换数据，这显然和原有的HTTP协议有区别所以它需要对服务器和客户端都进行升级才能实现（主流浏览器都已支持HTML5）

WebSocket数据帧的统一格式:https://www.cnblogs.com/chyingp/p/websocket-deep-in.html 必读

• 序号 ：用于对字节流进行编号，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。
• 确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。
• 数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。
• 确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。
• 同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。
• 终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。
• 窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。

TCP并不是把应用层传输过来的数据直接加上首部然后发送给目标，而是把数据看成一个字节 流，给他们标上序号之后分部分发送。这就是TCP的 面向字节流 特性

• TCP会以流的形式从应用层读取数据并存放在自己的发送缓存区中，同时为这些字节标上序号
• TCP会从发送方缓冲区选择适量的字节组成TCP报文，通过网络层发送给目标
• 目标会读取字节并存放在自己的接收方缓冲区中，并在合适的时候交付给应用层
• 面向字节流的好处是无需一次存储过大的数据占用太多内存，坏处是无法知道这些字节代表的意义，例如应用层发送一个音频文件和一个文本文件，对于TCP来说就是一串字节流，没有意义可言，这会导致粘包以及拆包问题
• 可靠传输原理的重点总结一下有：滑动窗口、超时重传、累积确认、选择确认、连续ARQ
• 连续ARQ协议：停止等待协议已经可以满足可靠传输了，但有一个致命缺点：效率太低。发送方发送一个数据包之后便进入等待，这个期间并没有干任何事，浪费了资源。解决的方法是：连续发送数据包。和停止等待最大的不同就是，他会源源不断地发送，接收方源源不断收到数据之后，逐一进行确认回复。这样便极大地提高了效率。
• 如何处理丢包情况。在停止等待协议中很简单，直接一个超时重传就解决了。但，连续ARQ中不太一样。例如：接收方收到了 123 567，六个字节，编号为4的字节丢失了。按照累积确认的思路，只能发送3的确认回复，567都必须丢掉，因为发送方会进行重传。这就是GBN（go-back-n) 思路。但是我们会发现，只需要重传4即可，这样不是很浪费资源，所以就有了：选择确认SACK 。在TCP报文的选项字段，可以设置已经收到的报文段，每一个报文段需要两个边界来进行确定。这样发送方，就可以根据这个选项字段只重传丢失的数据了

可靠传输小结

到这里关于TCP的可靠传输原理就已经介绍的差不多。最后进行一个小结：

• 通过连续ARQ协议与发送-确认回复模式来保证每一个数据包都到达接收方
• 通过给字节编号的方法，来标记每一个数据是属于重传还是新的数据
• 通过超时重传的方式，来解决数据包在网络中丢失的问题
• 通过滑动窗口来实现流量控制
• 通过累积确认+选择确认的方法来提高确认回复与重传的效率

拥塞控制的重点有4个：慢开始、快恢复、快重传、拥塞避免。这里依旧献祭出大学老师的ppt图片：

Y轴表示的是发送方窗口大小，X轴表示的是发送的轮次（不是字节编号）。

• 最开始的时候，会把窗口设置一个较小的值，然后每轮变为原来的两倍。这是慢开始。
• 当窗口值到达ssthresh值，这个值是需要通过实时网络情况设置的一个窗口限制值，开始进入拥塞避免，每轮把窗口值提升1，慢慢试探网络的底线。
• 如果发生了数据超时，表示极可能发生了拥塞，然后回到慢开始，重复上面的步骤。
• 如果收到三个相同的确认回复，表示现在网络的情况不太好，把ssthresh的值设置为原来的一半，继续拥塞避免。这部分称为快恢复。
• 如果收到丢包信息，应该尽快把丢失的包重传一次，这是快重传。
• 当然，窗口的最终上限是不能无限上涨的，他不能超过接收方的缓存区大小。

深度好文：https://blog.csdn.net/qq_23350817/article/details/125315795

补充解释：https://blog.csdn.net/ThinPikachu/article/details/120615383

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