如何理解TCP協議、算法和原理

如何理解TCP協議、算法和原理，很多新手對此不是很清楚，為了幫助大家解決這個難題，下面小編將為大家詳細講解，有這方面需求的人可以來學習下，希望你能有所收獲。

首先，我們需要知道，我們程序的數據首先會打到TCP的Segment中，然后TCP的Segment會打到IP的Packet中，然后再打到以太網Ethernet的Frame中，傳到對端后，各個層解析自己的協議，然后把數據交給更高層的協議處理。

TCP頭格式

接下來，我們來看一下TCP頭的格式：

你需要注意這么幾點：

TCP的包是沒有IP地址的，那是IP層上的事。但是有源端口和目標端口。
一個TCP連接需要四個元組來表示是同一個連接(src_ip, src_port, dst_ip, dst_port)準確說是五元組，還有一個是協議。但因為這里只是說TCP協議，所以，這里我只說四元組。
注意上圖中的四個非常重要的東西：
Sequence Number是包的序號，用來解決網絡包亂序(reordering)問題。
Acknowledgement Number就是ACK——用于確認收到，用來解決不丟包的問題。
Window又叫Advertised-Window，也就是著名的滑動窗口(Sliding Window)，用于解決流控的。
TCP Flag ，也就是包的類型，主要是用于操控TCP的狀態機的。
TCP的狀態機

其實，網絡上的傳輸是沒有連接的，包括TCP也是一樣的。而TCP所謂的“連接”，其實只不過是在通訊的雙方維護一個“連接狀態”，讓它看上去好像有連接一樣。所以，TCP的狀態變換是非常重要的。

下面是：“TCP協議的狀態機”(圖片來源) 和 “TCP建鏈接”、“TCP斷鏈接”、“傳數據” 的對照圖，我把兩個圖并排放在一起，這樣方便在你對照著看。另外，下面這兩個圖非常非常的重要，你一定要記牢。(吐個槽：看到這樣復雜的狀態機，就知道這個協議有多復雜，復雜的東西總是有很多坑爹的事情，所以TCP協議其實也挺坑爹的)。


很多人會問，為什么建鏈接要3次握手，斷鏈接需要4次揮手?

對于建鏈接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的雙方要互相通知對方自己的初始化的Sequence Number(縮寫為ISN：Inital Sequence Number)——所以叫SYN，全稱Synchronize Sequence Numbers。也就上圖中的 x 和 y。這個號要作為以后的數據通信的序號，以保證應用層接收到的數據不會因為網絡上的傳輸的問題而亂序(TCP會用這個序號來拼接數據)。
對于4次揮手，其實你仔細看是2次，因為TCP是全雙工的，所以，發送方和接收方都需要Fin和Ack。只不過，有一方是被動的，所以看上去就成了所謂的4次揮手。如果兩邊同時斷連接，那就會就進入到CLOSING狀態，然后到達TIME_WAIT狀態。下圖是雙方同時斷連接的示意圖(你同樣可以對照著TCP狀態機看)：

另外，有幾個事情需要注意一下：

關于建連接時SYN超時。試想一下，如果server端接到了clien發的SYN后回了SYN-ACK后client掉線了，server端沒有收到client回來的ACK，那么，這個連接處于一個中間狀態，即沒成功，也沒失敗。于是，server端如果在一定時間內沒有收到的TCP會重發SYN-ACK。在 Linux 下，默認重試次數為5次，重試的間隔時間從1s開始每次都翻售，5次的重試時間間隔為1s, 2s, 4s, 8s, 16s，總共31s，第5次發出后還要等32s都知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才會把斷開這個連接。
關于SYN Flood攻擊。一些惡意的人就為此制造了SYN Flood攻擊——給服務器發了一個SYN后，就下線了，于是服務器需要默認等63s才會斷開連接，這樣，攻擊者就可以把服務器的syn連接的隊列耗盡，讓正常的連接請求不能處理。于是，Linux下給了一個叫tcp_syncookies的參數來應對這個事——當SYN隊列滿了后，TCP會通過源地址端口、目標地址端口和時間戳打造出一個特別的Sequence Number發回去(又叫cookie)，如果是攻擊者則不會有響應，如果是正常連接，則會把這個 SYN Cookie發回來，然后服務端可以通過cookie建連接(即使你不在SYN隊列中)。請注意，請先千萬別用tcp_syncookies來處理正常的大負載的連接的情況。因為，synccookies是妥協版的TCP協議，并不嚴謹。對于正常的請求，你應該調整三個TCP參數可供你選擇，第一個是：tcp_synack_retries 可以用他來減少重試次數;第二個是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN連接數;第三個是：tcp_abort_on_overflow 處理不過來干脆就直接拒絕連接了。
關于ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然會出問題的——比如：如果連接建好后始終用1來做ISN，如果client發了30個segment過去，但是網絡斷了，于是 client重連，又用了1做ISN，但是之前連接的那些包到了，于是就被當成了新連接的包，此時，client的Sequence Number 可能是3，而Server端認為client端的這個號是30了。全亂了。RFC793中說，ISN會和一個假的時鐘綁在一起，這個時鐘會在每4微秒對ISN做加一操作，直到超過2^32，又從0開始。這樣，一個ISN的周期大約是4.55個小時。因為，我們假設我們的TCP Segment在網絡上的存活時間不會超過Maximum Segment Lifetime(縮寫為MSL – Wikipedia語條)，所以，只要MSL的值小于4.55小時，那么，我們就不會重用到ISN。
關于 MSL 和 TIME_WAIT。通過上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎么來的了。我們注意到，在TCP的狀態圖中，從TIME_WAIT狀態到CLOSED狀態，有一個超時設置，這個超時設置是 2*MSL(RFC793定義了MSL為2分鐘，Linux設置成了30s)為什么要這有TIME_WAIT?為什么不直接給轉成CLOSED狀態呢?主要有兩個原因：1)TIME_WAIT確保有足夠的時間讓對端收到了ACK，如果被動關閉的那方沒有收到Ack，就會觸發被動端重發Fin，一來一去正好2個MSL，2)有足夠的時間讓這個連接不會跟后面的連接混在一起(你要知道，有些自做主張的路由器會緩存IP數據包，如果連接被重用了，那么這些延遲收到的包就有可能會跟新連接混在一起)。你可以看看這篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》。
關于TIME_WAIT數量太多。從上面的描述我們可以知道，TIME_WAIT是個很重要的狀態，但是如果在大并發的短鏈接下，TIME_WAIT 就會太多，這也會消耗很多系統資源。只要搜一下，你就會發現，十有八九的處理方式都是教你設置兩個參數，一個叫tcp_tw_reuse，另一個叫tcp_tw_recycle的參數，這兩個參數默認值都是被關閉的，后者recyle比前者resue更為激進，resue要溫柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需設置tcp_timestamps=1，否則無效。這里，你一定要注意，打開這兩個參數會有比較大的坑——可能會讓TCP連接出一些詭異的問題(因為如上述一樣，如果不等待超時重用連接的話，新的連接可能會建不上。正如官方文檔上說的一樣“It should not be changed without advice/request of technical experts”)。
關于tcp_tw_reuse。官方文檔上說tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps(又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers)可以保證協議的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在兩邊都被打開(你可以讀一下tcp_twsk_unique的源碼 )。我個人估計還是有一些場景會有問題。
關于tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打開了話，會假設對端開啟了tcp_timestamps，然后會去比較時間戳，如果時間戳變大了，就可以重用。但是，如果對端是一個NAT網絡的話(如：一個公司只用一個IP出公網)或是對端的IP被另一臺重用了，這個事就復雜了。建鏈接的SYN可能就被直接丟掉了(你可能會看到connection time out的錯誤)(如果你想觀摩一下Linux的內核代碼，請參看源碼 tcp_timewait_state_process)。
關于tcp_max_tw_buckets。這個是控制并發的TIME_WAIT的數量，默認值是180000，如果超限，那么，系統會把多的給destory掉，然后在日志里打一個警告(如：time wait bucket table overflow)，官網文檔說這個參數是用來對抗DDoS攻擊的。也說的默認值180000并不小。這個還是需要根據實際情況考慮。
Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle來解決TIME_WAIT的問題是非常非常危險的，因為這兩個參數違反了TCP協議(RFC 1122)。

其實，TIME_WAIT表示的是你主動斷連接，所以，這就是所謂的“不作死不會死”。試想，如果讓對端斷連接，那么這個破問題就是對方的了，呵呵。另外，如果你的服務器是于HTTP服務器，那么設置一個HTTP的KeepAlive有多重要(瀏覽器會重用一個TCP連接來處理多個HTTP請求)，然后讓客戶端去斷鏈接(你要小心，瀏覽器可能會非常貪婪，他們不到萬不得已不會主動斷連接)。

數據傳輸中的Sequence Number

下圖是我從Wireshark中截了個我在訪問coolshell.cn時的有數據傳輸的圖給你看一下，SeqNum是怎么變的。(使用Wireshark菜單中的Statistics ->Flow Graph… )

你可以看到，SeqNum的增加是和傳輸的字節數相關的。上圖中，三次握手后，來了兩個Len:1440的包，而第二個包的SeqNum就成了1441。然后第一個ACK回的是1441，表示第一個1440收到了。

注意：如果你用Wireshark抓包程序看3次握手，你會發現SeqNum總是為0，不是這樣的，Wireshark為了顯示更友好，使用了Relative SeqNum——相對序號，你只要在右鍵菜單中的protocol preference 中取消掉就可以看到“Absolute SeqNum”了。

TCP重傳機制

TCP要保證所有的數據包都可以到達，所以，必需要有重傳機制。

注意，接收端給發送端的Ack確認只會確認最后一個連續的包，比如，發送端發了1,2,3,4,5一共五份數據，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4(注意此時3沒收到)，此時的TCP會怎么辦?我們要知道，因為正如前面所說的，SeqNum和Ack是以字節數為單位，所以ack的時候，不能跳著確認，只能確認最大的連續收到的包，不然，發送端就以為之前的都收到了。

超時重傳機制

一種是不回ack，死等3，當發送方發現收不到3的ack超時后，會重傳3。一旦接收方收到3后，會ack 回 4——意味著3和4都收到了。

但是，這種方式會有比較嚴重的問題，那就是因為要死等3，所以會導致4和5即便已經收到了，而發送方也完全不知道發生了什么事，因為沒有收到Ack，所以，發送方可能會悲觀地認為也丟了，所以有可能也會導致4和5的重傳。

對此有兩種選擇：

一種是僅重傳timeout的包。也就是第3份數據。
另一種是重傳timeout后所有的數據，也就是第3，4，5這三份數據。
這兩種方式有好也有不好。第一種會節省帶寬，但是慢，第二種會快一點，但是會浪費帶寬，也可能會有無用功。但總體來說都不好。因為都在等timeout，timeout可能會很長(在下篇會說TCP是怎么動態地計算出timeout的)。

快速重傳機制

于是，TCP引入了一種叫Fast Retransmit 的算法，不以時間驅動，而以數據驅動重傳。也就是說，如果，包沒有連續到達，就ack最后那個可能被丟了的包，如果發送方連續收到3次相同的ack，就重傳。Fast Retransmit的好處是不用等timeout了再重傳。

比如：如果發送方發出了1，2，3，4，5份數據，第一份先到送了，于是就ack回2，結果2因為某些原因沒收到，3到達了，于是還是ack回2，后面的4和5都到了，但是還是ack回2，因為2還是沒有收到，于是發送端收到了三個ack=2的確認，知道了2還沒有到，于是就馬上重轉2。然后，接收端收到了2，此時因為3，4，5都收到了，于是ack回6。
Fast Retransmit只解決了一個問題，就是timeout的問題，它依然面臨一個艱難的選擇，就是，是重傳之前的一個還是重傳所有的問題。對于上面的示例來說，是重傳#2呢還是重傳#2，#3，#4，#5呢?因為發送端并不清楚這連續的3個ack(2)是誰傳回來的?也許發送端發了20份數據，是#6，#10，#20傳來的呢。這樣，發送端很有可能要重傳從2到20的這堆數據(這就是某些TCP的實際的實現)。可見，這是一把雙刃劍。

SACK 方法

另外一種更好的方式叫：Selective Acknowledgment (SACK)(參看RFC 2018)，這種方式需要在TCP頭里加一個SACK的東西，ACK還是Fast Retransmit的ACK，SACK則是匯報收到的數據碎版。參看下圖：

這樣，在發送端就可以根據回傳的SACK來知道哪些數據到了，哪些沒有到。于是就優化了Fast Retransmit的算法。當然，這個協議需要兩邊都支持。在 Linux下，可以通過tcp_sack參數打開這個功能(Linux 2.4后默認打開)。

這里還需要注意一個問題——接收方Reneging，所謂Reneging的意思就是接收方有權把已經報給發送端SACK里的數據給丟了。這樣干是不被鼓勵的，因為這個事會把問題復雜化了，但是，接收方這么做可能會有些極端情況，比如要把內存給別的更重要的東西。所以，發送方也不能完全依賴SACK，還是要依賴ACK，并維護Time-Out，如果后續的ACK沒有增長，那么還是要把SACK的東西重傳，另外，接收端這邊永遠不能把SACK的包標記為Ack。

注意：SACK會消費發送方的資源，試想，如果一個攻擊者給數據發送方發一堆SACK的選項，這會導致發送方開始要重傳甚至遍歷已經發出的數據，這會消耗很多發送端的資源。詳細的東西請參看《TCP SACK的性能權衡》。

Duplicate SACK – 重復收到數據的問題

Duplicate SACK又稱D-SACK，其主要使用了SACK來告訴發送方有哪些數據被重復接收了。RFC-2883 里有詳細描述和示例。下面舉幾個例子(來源于RFC-2883)

D-SACK使用了SACK的第一個段來做標志，

如果SACK的第一個段的范圍被ACK所覆蓋，那么就是D-SACK
如果SACK的第一個段的范圍被SACK的第二個段覆蓋，那么就是D-SACK

示例一：ACK丟包

下面的示例中，丟了兩個ACK，所以，發送端重傳了第一個數據包(3000-3499)，于是接收端發現重復收到，于是回了一個SACK=3000-3500，因為ACK都到了4000意味著收到了4000之前的所有數據，所以這個SACK就是D-SACK——旨在告訴發送端我收到了重復的數據，而且我們的發送端還知道，數據包沒有丟，丟的是ACK包。

Transmitted Received ACK Sent
Segment Segment (Including SACK Blocks)
3000-3499 3000-3499 3500 (ACK dropped)
3500-3999 3500-3999 4000 (ACK dropped)
3000-3499 3000-3499 4000, SACK=3000-3500
---------

示例二，網絡延誤

下面的示例中，網絡包(1000-1499)被網絡給延誤了，導致發送方沒有收到ACK，而后面到達的三個包觸發了“Fast Retransmit算法”，所以重傳，但重傳時，被延誤的包又到了，所以，回了一個SACK=1000-1500，因為ACK已到了3000，所以，這個SACK是D-SACK——標識收到了重復的包。

這個案例下，發送端知道之前因為“Fast Retransmit算法”觸發的重傳不是因為發出去的包丟了，也不是因為回應的ACK包丟了，而是因為網絡延時了。

Transmitted Received ACK Sent
Segment Segment (Including SACK Blocks)
500-999 500-999 1000
1000-1499 (delayed)
1500-1999 1500-1999 1000, SACK=1500-2000
2000-2499 2000-2499 1000, SACK=1500-2500
2500-2999 2500-2999 1000, SACK=1500-3000
1000-1499 1000-1499 3000
1000-1499 3000, SACK=1000-1500
---------
可見，引入了D-SACK，有這么幾個好處：

1)可以讓發送方知道，是發出去的包丟了，還是回來的ACK包丟了。

2)是不是自己的timeout太小了，導致重傳。

3)網絡上出現了先發的包后到的情況(又稱reordering)

4)網絡上是不是把我的數據包給復制了。

知道這些東西可以很好得幫助TCP了解網絡情況，從而可以更好的做網絡上的流控。

Linux下的tcp_dsack參數用于開啟這個功能(Linux 2.4后默認打開)。

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