面向连接的传输层协议——TCP协议

TCP

TCP：Transmission Control Protocol 传输控制协议

TCP是一种传输层通信协议。
它在应用程序间建立了一条虚拟链路。

在TCP/IP协议中传输层具有四个主要任务：
	组包、
	通过滑动窗口实现连接控制、
	寻址
	通过序号确认来提供可靠性。

TCP具有6个特点：面向连接的传输；
			   端到端的通信；
			   高可靠性，确保传输数据的正确性，不出现丢失或乱序；
			   全双工方式传输；
			   采用字节流方式，即以字节为单位传输字节序列；
			   紧急数据传送功能。

TCP协议段格式：

TCP首部结构如下：

源/目的端口：各占2字节。
		    端口是传输层与应用层的服务接口，传输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。
		    表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去;（端口是传输层与应用层的服务接口）

序号：占4字节。
	  TCP连接中传送的数据流中的每一个字节都编上一个序号。
	  序号字段的值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。
       
确认号：占4字节。
	    是期望收到对方的下一个报文段的数据的第一个字节的序号。

数据偏移：占4位。4位TCP报头长度，即数据偏移。
		 它指出 TCP报文段的数据起始处距离TCP报文段的起始处有多远。
		 “数据偏移”的单位是32位字(以4字节为计算单位)。
		 表示该TCP头部有多少个32位bit(有多少个4字节); 所以TCP头部最大长度是15 * 4 = 60。
		 
保留：占6位，保留为今后使用，但目前应置为0。

6位标志位（每个标志位只占了 1 个比特）:
	紧急URG：当URG=1时，表明紧急指针字段有效。
			它告诉系统此报文段中有紧急数据，应尽快传送(相当于高优先级的数据)。
			
	确认ACK：只有当ACK=1时确认号字段才有效。
			ACK=0时，确认号无效。

	推送PSH：当TCP收到PSH = 1的报文段,就尽快地交付接收应用进程，
			而不再等到整个缓存都填满了后再向上交付。
            提示接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走
            
	复位RST：当RST=1时，表明 TCP 连接中出现严重差错（如由于主机崩溃或其他原因），
			必须释放连接，然后再重新建立运输连接。

	同步SYN: 请求建立连接;  把携带SYN标识的称为同步报文段（在连接建立是用来同步序号）									  
          SYN=1，ACK=0，连接请求；
  		  SYN=1，ACK=1，同意建立连接
  		  
	终止FIN：用来释放一个连接。
			FIN=1表明此报文段的发送端的数据已发送完毕，并要求释放运输连接。

检验和：占 2 字节。
		检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分，
		在计算检验和时，要在 TCP 报文段的前面加上12字节的伪首部。
		
紧急指针：占 16 位。
		 指出在本报文段中紧急数据共有多少个字节（紧急数据放在本报文段数据的最前面）。

选项：长度可变。TCP最初只规定了一种选项，即 MSS(最大报文段长度Maximum Segment Size)。			  		
 	  MSS 告诉对方 TCP：“我的缓存所能接收的报文段的数据字段的最大长度是 MSS 个字节。” 
 	  MSS是 TCP 报文段中的数据字段的最大长度，数据字段加上TCP首部才等于整个的TCP报文段。

填充：为了使整个首部长度是 4 字节的整数倍。
	  TCP 数据部分的最大长度 MSS=TCP 报文段长度 - TCP 首部长度

窗口：占 2 字节。窗口字段用来控制对方发送的数据量，单位为字节。
	  TCP 连接的一端根据设置的缓存空间大小确定自己的接收窗口大小，
	  然后通知对方以确定对方的发送窗口的上限。
	  
	  表明当前允许发送方发送的数据量是以1个字节为单位的，
	  在TCP当中，使用的是大小可变的窗口机制进行流量控制的（接收方对发送方的流量控制）

每一个 ACK 都带有对应的确认序列号, 意思是告诉发送者, 我已经收到了哪些数据；下一次你从哪里开始发.

TCP将每个字节的数据都进行了编号. 即为序列号.

超时重传机制：

主机A 发送数据给 主机B 之后, 可能因为网络拥堵等原因, 数据无法到达主机B; 
如果 主机A 在一个特定时间间隔内没有收到B发来的确认应答, 就会进行重发。

但是, 主机A 未收到 主机B 发来的确认应答, 也可能是因为ACK丢失了;

因此 主机B 会收到很多重复数据。那么 TCP协议 需要能够识别出哪些包是重复的包，并且把重复的丢弃掉。这时候我们可以利用前面提到的序列号，就可以很容易做到去重的效果。

那么, 如果超时的时间如何确定?

最理想的情况下, 找到一个最小的时间, 保证 "确认应答一定能在这个时间内返回".
但是这个时间的长短, 随着网络环境的不同, 是有差异的. 
如果超时时间设的太长, 会影响整体的重传效率; 
如果超时时间设的太短, 有可能会频繁发送重复的包.

超时重传时间 RTO 公式：RTO = RTT + 4*RTTD
RTT：端点间的传输往返时延
RTTD：传输往返时延的偏差值

TCP 为了保证无论在任何环境下都能比较高性能的通信，因此会动态计算这个最大超时时间。

Linux中(BSD Unix和Windows也是如此), 超时以 500ms 为一个单位进行控制, 每次判定超时重发的超时时间都是 500ms 的整数倍.
如果重发一次之后, 仍然得不到应答, 等待 2*500ms 后再进行重传. 
如果仍然得不到应答, 等待 4*500ms 进行重传. 
依次类推, 以指数形式递增. 
累计到一定的重传次数, TCP认为网络或者对端主机出现异常, 强制关闭连接.

连接管理机制:
在正常情况下, TCP要经过三次握手建立连接, 四次挥手断开连接。

服务端状态转化：

[CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用 listen 后进入 LISTEN 状态, 等待客户端连接;
[LISTEN -> SYN_RCVD] 一旦监听到连接请求(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SYN确认报文;
[SYN_RCVD -> ESTABLISHED] 服务端一旦收到客户端的确认报文, 就进入 ESTABLISHED 状态, 可以进行读写数据了;
[ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接(调用close), 服务器会收到结束报文段, 服务器返回确认报文段并进入 CLOSE_WAIT;
[CLOSE_WAIT -> LAST_ACK] 进入 CLOSE_WAIT 后说明服务器准备关闭连接(需要处理完之前的数据); 
                         当服务器真正调用close关闭连接时, 会向客户端发送 FIN, 此时服务器进入 LAST_ACK 状态, 等待最后一个 ACK 到来(这个ACK是客户端确认收到了FIN);
[LAST_ACK -> CLOSED] 服务器收到了对 FIN 的 ACK, 彻底关闭连接.

客户端状态转化：

[CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用connect, 发送同步报文段;
[SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect调用成功, 则进入 ESTABLISHED 状态, 开始读写数据; 
[ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1] 客户端主动调用close时, 向服务器发送结束报文段, 同时进入 FIN_WAIT_1; 
[FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2] 客户端收到服务器对结束报文段的确认, 则进入 FIN_WAIT_2, 开始等待服务器的结束报文段;
[FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT] 客户端收到服务器发来的结束报文段, 进入 TIME_WAIT, 并发出 LAST_ACK; 
[TIME_WAIT -> CLOSED] 客户端要等待一个 2MSL(Max Segment Life, 报文最大生存时间)的时间, 才会进入 CLOSED状态.

TCP状态转换的一个汇总：

较粗的虚线表示服务端的状态变化情况;
较粗的实线表示客户端的状态变化情况;
CLOSED是一个假想的起始点, 不是真实状态。 

TIME_WAIT：
为什么是 TIME_WAIT 的时间是 2MSL(Max Segment Life)?

MSL 是TCP报文的最大生存时间, 因此 TIME_WAIT 持续存在 2MSL 的话, 就能保证在两个传输方向上的尚未被接收 或 迟到的报文段都已经消失(否则服务器立刻重启, 可能会收到来自上一个进程的迟到的数据, 但是这种数据很可能是错误的); 
同时也是在理论上保证最后一个报文可靠到达(假设最后一个ACK丢失, 那么服务器会再重发一个FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是TCP连接还在, 仍然可以重发 LAST_ACK);

CLOSE_WAIT：
一般而言，对于服务器上出现大量的 CLOSE_WAIT 状态, 原因就是服务器没有正确的关闭 socket，导致四次挥手没有正确完成。这是一个 BUG。只需要加上对应的 close 即可解决问题。

滑动窗口：
确认应答策略，对每一个发送的数据段，都要给一个ACK确认应答。
收到ACK后再发送下一个数据段。这样做有一个比较大的缺点，就是性能较差。尤其是数据往返的时间较长的时候。

既然这样一发一收的方式性能较低，那么我们一次发送多条数据，就可以大大的提高性能(其实是将多个段的等待时间 重叠在一起了)。

窗口大小 指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值. 
上图的窗口大小就是4000个字节(四个段).
发送前四个段的时候, 不需要等待任何ACK, 直接发送;
收到第一个ACK后, 滑动窗口向后移动, 继续发送第五个段的数据; 
依次类推; 
操作系统内核为了维护这个滑动窗口, 需要 开辟发送缓冲区 来记录当前还有哪些数据没有应答; 
只有确认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉;
窗口越大, 则网络的吞吐率就越高。

那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论.
情况一：数据包已经抵达, ACK被丢了.

这种情况下，部分ACK丢了并不要紧，因为可以通过后续的ACK进行确认；
情况二: 数据包就直接丢了.

当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到 1001 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 "我想要的是 1001" 一样;
如果 发送端主机 连续三次收到了同样一个 "1001" 这样的应答, 就会将对应的数据 1001 - 2000 重新发送; 
这个时候 接收端 收到了 1001 之后, 再次返回的ACK就是7001了(因为2001 - 7000)接收端其实之前就已经收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中;
这种机制被称为 "高速重发控制"(也叫 "快重传").

流量控制：
接收端处理数据的速度是有限的。
如果发送端发的太快，导致接收端的缓冲区被打满，这个时候如果发送端继续发送，就会造成丢包，继而引起丢包重传等等一系列连锁反应。
因此TCP支持根据接收端的处理能力，来决定发送端的发送速度。这个机制就叫做流量控制(Flow Control)。

接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 "窗口大小" 字段, 通过ACK端通知发送端; 
窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐量越高;
接收端一旦发现自己的缓冲区快满了, 就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端; 
发送端接受到这个窗口之后, 就会减慢自己的发送速度;
如果接收端缓冲区满了, 就会将窗口置为0; 
这时发送方不再发送数据, 但是需要定期发送一个窗口探测数据段, 使接收端把窗口大小告诉发送端。

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? 
在 TCP首部中，有一个16位窗口字段，就是存放了窗口大小信息。

但 16位数字最大表示65535,  那么TCP窗口最大就是65535字节么?
实际上, TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M, 实际窗口大小是窗口字段的值左移M位。

拥塞控制：
虽然TCP有了滑动窗口这个大杀器，能够高效可靠的发送大量的数据。但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据，仍然可能引发问题。
因为网络上有很多的计算机，可能当前的网络状态就已经比较拥堵。在不清楚当前网络状态下，贸然发送大量的数据，是很有可能引起雪上加霜的。
TCP引入慢启动机制，先发少量的数据，探探路，摸清当前的网络拥堵状态，再决定按照多大的速度传输数据。

此处引入一个概念程为拥塞窗口发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1; 
每次收到一个ACK应答, 拥塞窗口加1;
每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较, 取较小的值作为实际发送的窗口;

像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的.
“慢启动” 只是指初使时慢, 但是增长速度非常快.

为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍. 此处引入一个叫做慢启动的阈值.
当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长.

慢启动
拥塞避免
快速重传
快速恢复

当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值;
在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回1.

少量的丢包，我们仅仅是触发超时重传；
大量的丢包，我们就认为网络拥塞；
当TCP通信开始后，网络吞吐量会逐渐上升；
随着网络发生拥堵，吞吐量会立刻下降；
拥塞控制，归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方，但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案。

延迟应答：
如果接收数据的主机立刻返回ACK应答，这时候返回的窗口可能比较小。

假设接收端缓冲区为1M. 一次收到了500K的数据; 如果立刻应答, 返回的窗口就是500K; 但实际上可能处理端处理的速度很快, 10ms之内就把500K数据从缓冲区消费掉了; 在这种情况下, 接收端处理还远没有达到自己的极限, 即使窗口再放大一些, 也能处理过来; 如果接收端稍微等一会再应答, 比如等待200ms再应答, 那么这个时候返回的窗口大小就是1M.

注意：窗口越大，网络吞吐量就越大，传输效率就越高。
目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效率。
那么所有的包都可以延迟应答么? 肯定也不是。

数量限制: 每隔N个包就应答一次; 
时间限制: 超过最大延迟时间就应答一次;

具体的数量和超时时间，依操作系统不同也有差异；一般N取2，超时时间取200ms；

捎带应答：
在延迟应答的基础上，我们发现，很多情况下，客户端服务器在应用层也是 “一发一收” 的。
意味着客户端给服务器说了 “How are you”，服务器也会给客户端回一个 “Fine, thank you”。
那么这个时候ACK就可以搭顺风车，和服务器回应的 “Fine, thank you” 一起回给客户端。

面向字节流：
创建一个TCP的socket，同时在内核中创建一个 发送缓冲区 和一个 接收缓冲区。

调用write时, 数据会先写入发送缓冲区中; 如果发送的字节数太长, 会被拆分成多个TCP的数据包发出;
如果发送的字节数太短, 就会先在缓冲区里等待, 等到缓冲区长度差不多了, 或者其他合适的时机发送出去; 
接收数据的时候, 数据也是从网卡驱动程序到达内核的接收缓冲区; 
然后应用程序可以调用read从接收缓冲区拿数据;
另一方面, TCP的一个连接, 既有发送缓冲区, 也有接收缓冲区, 那么对于这一个连接, 既可以读数据, 也可以写数据. 这个概念叫做 “全双工”。

由于缓冲区的存在, TCP程序的读和写不需要一一匹配, 例如：

写100个字节数据时, 可以调用一次write写100个字节, 也可以调用100次write, 每次写一个字节; 
读100个字节数据时, 也完全不需要考虑写的时候是怎么写的, 既可以一次read 100个字节, 也可以一次 read一个字节, 重复100次;

粘包问题：

首先要明确, 粘包问题中的 "包" , 是指的应用层的数据包.
在TCP的协议头中, 没有如同UDP一样的 "报文长度" 这样的字段, 但是有一个序号这样的字段. 
站在传输层的角度, TCP是一个一个报文过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中. 
站在应用层的角度, 看到的只是一串连续的字节数据.
那么应用程序看到了这么一连串的字节数据, 就不知道从哪个部分开始到哪个部分, 是一个完整的应用层数据包.

那么如何避免粘包问题呢? 归根结底就是一句话, 明确两个包之间的边界。

对于定长的包, 保证每次都按固定大小读取即可; 
例如上面的 Request结构, 是固定大小的, 那么就从缓冲区从头开始按sizeof(Request)依次读取即可;
对于变长的包, 可以在包头的位置, 约定一个包总长度的字段, 从而就知道了包的结束位置;
对于变长的包, 还可以在包和包之间使用明确的分隔符(应用层协议, 是程序猿自己来定的, 只要保证分隔符不和正文冲突即可);

思考： 对于UDP协议来说, 是否也存在 “粘包问题” 呢?

对于UDP, 如果还没有上层交付数据, UDP的报文长度仍然在. 
同时, UDP是一个一个把数据交付给应用层, 就有很明确的数据边界.
站在应用层的站在应用层的角度, 使用UDP的时候, 要么收到完整的UDP报文, 要么不收. 不会出现"半个"的情况.

TCP异常情况：

进程终止: 进程终止会释放文件描述符, 仍然可以发送FIN. 和正常关闭没有什么区别. 
机器重启: 和进程终止的情况相同.
机器掉电/网线断开: 接收端认为连接还在, 一旦接收端有写入操作, 接收端发现连接已经不在了, 就会进行reset. 即使没有写入操作, TCP自己也内置了一个保活定时器, 会定期询问对方是否还在. 如果对方不在, 也会把连接释放. 另外, 应用层的某些协议, 也有一些这样的检测机制. 例如HTTP长连接中, 也会定期检测对方的状态. 例如QQ, 在QQ断线之后, 也会定期尝试重新连接.

TCP小结：
为什么TCP这么复杂? 因为要保证可靠性，同时又尽可能的提高性能。

可靠性: 校验和序列号(按序到达) 确认应答 超时重发 连接管理 流量控制 拥塞控制
提高性能: 滑动窗口 快速重传 延迟应答 捎带应答
其他: 定时器(超时重传定时器, 保活定时器, TIME_WAIT定时器等)

基于TCP应用层协议：

HTTP
HTTPS 
SSH
Telnet 
FTP
SMTP
当然, 也包括自己写TCP程序时自定义的应用层协议;