7. 传输层协议 TCP

1. TCP协议段模式

• 源/目的端口号: 表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去; 
• 32 位序号/32 位确认号: 后面详细讲; 
• 4 位 TCP 报头长度: 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
• 6 位标志位: ￮ URG: 紧急指针是否有效
￮ ACK: 确认号是否有效
￮ PSH: 提示接收端应用程序立刻从 TCP 缓冲区把数据读走
￮ RST: 对方要求重新建立连接; 我们把携带 RST 标识的称为复位报文段
￮ SYN: 请求建立连接; 我们把携带 SYN 标识的称为同步报文段
￮ FIN: 通知对方, 本端要关闭了, 我们称携带 FIN 标识的为结束报文段
• 16 位窗口大小: 后面再说
• 16 位校验和: 发送端填充, CRC 校验. 接收端校验不通过, 则认为数据有问题. 此
处的检验和不光包含 TCP 首部, 也包含 TCP 数据部分. 
• 16 位紧急指针: 标识哪部分数据是紧急数据; 
• 40 字节头部选项: 暂时忽略;

1. 报头和有效载荷分离

1. 原理：TCP 协议通过 4 位首部长度字段来界定报头和有效载荷（数据部分）的边界。该字段以 4 字节为基本单位，取值范围是 0 - 15 。最小值 0 对应报头长度为 0×4 = 0 字节，但实际上 TCP 报头至少 20 字节（无选项时 ），此时首部长度字段值为 5（5×4 = 20 字节 ）；最大值 15 对应报头长度为 15×4 = 60 字节（包含可选字段 ）。接收方读取该字段值后，乘以 4 就能得到报头实际长度，报头之后的部分即为有效载荷。例如，若首部长度字段值为 7 ，则报头长度是 7×4 = 28 字节，从第 28 字节开始就是有效载荷。

2. 如何交付

• 传输层到应用层交付：TCP 协议在传输层工作，它通过端口号来识别应用层的不同进程。在 TCP 报头中，源端口号和目的端口号标识了发送方和接收方的应用进程。当 TCP 接收到数据后，根据目的端口号将数据交付给对应的应用程序。例如，HTTP 服务通常使用 80 端口（HTTP）或 443 端口（HTTPS），TCP 协议会把目的端口号为 80 或 443 的数据交付给 Web 服务器应用程序。
• 可靠交付机制：为确保数据可靠交付给应用层，TCP 采用了序号、确认序号、校验和、重传等机制。发送方为每个字节分配序号并发送数据，接收方通过确认序号告知发送方哪些数据已成功接收；校验和用于检测数据在传输过程中是否出错；若发送方未在规定时间内收到确认，会重传数据。通过这些机制，保证数据完整、按序地交付给应用层。

3. 正确理解TCP可靠性

1.具有应答，可保证对历史消息的可靠性！---》让报文不是最新的即可

2.通信中，最新的报文，永远没有应答，最新可靠性无法保证。

如果要保证可靠性，tcp处于核心地位的：确认应答机制

4. 16位窗口大小

 5. 标志位（本质就是报头中的比特位）

6. 紧急指针

它指出在本报文段中紧急数据的最后一个字节的序号 ，以当前报文段的序号为基准进行偏移计算例如，发送方当前报文段的序号为 1000，要发送 5 字节紧急数据，那么紧急指针的值可能会被设置为 1004（假设每个字节对应一个序号 ），表示序号为 1000 - 1004 的字节是紧急数据。

1. 接收方处理：接收方收到 URG = 1 的报文段后，会优先处理紧急数据。它根据紧急指针的值和报文段序号，确定紧急数据的范围，将这部分数据从报文中提取出来并尽快交付给应用层。比如接收方收到上述例子中的报文段，会先处理序号为 1000 - 1004 的字节数据，然后再处理其他非紧急数据。
2. 与序号关联：紧急指针的值是一个偏移量，与当前报文段的序号相加，得到紧急数据最后一个字节的绝对序号。这样接收方就能准确在字节流中定位紧急数据的位置。

2. 确认应答(ACK)机制

“32 位序号” 和 “32 位确认序号” 是保障可靠数据传输的关键机制：

32 位序号

• 定义：占 32 位，用于标识 TCP 发送端所发送字节流中每个字节的编号 。在 TCP 连接建立时，通信双方各自随机选择一个初始序号（ISN） ，后续发送数据时，字节序号按顺序递增。
• 作用：
  • 保障数据有序性：接收方依据序号对收到的字节进行排序，即便报文段在网络中乱序到达，也能正确重组数据，确保按发送顺序交付给应用层。比如，发送方发送 “HELLO” 这 5 个字节，若序号从 100 开始，那么这 5 个字节对应序号为 100 - 104，接收方按序号就能还原正确顺序。
  • 检测数据丢失：接收方通过序号可判断是否有数据丢失。若接收过程中发现序号不连续，便可知存在丢失字节，进而要求发送方重传。
• 示例：发送方要发送 1000 字节数据，初始序号为 500，那么第一个字节序号是 500，最后一个字节序号是 1499 。

32 位确认序号

• 定义：同样占 32 位，是接收方发送给发送方的，用以告知发送方自己期望接收的下一个字节的序号。
• 作用：
  • 确认数据接收：发送方根据接收方返回的确认序号，知晓哪些数据已成功接收、哪些可能需重传，实现可靠传输。例如，接收方成功接收序号为 1 - 200 的字节，会返回确认序号 201 给发送方。
  • 辅助流量控制：与窗口大小机制配合，发送方结合确认序号和窗口大小调整发送速率，避免接收方缓冲区溢出。
• 示例：发送方发送序号 300 - 500 的数据，接收方正确接收后，向发送方返回确认序号为 501 的报文 。

不对应答做应答 

为什么会有两个序号啊！！！一个序号就可以啊？？？因为捎带应答的缘故，二者会同时起作用

3. 超时重传机制（丢包）

要么数据丢，要么应答丢，无法100%保证对方是否收到消息，无法保证可靠性

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

• 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.

4. 链接管理机制（三握四挥）

ACK表明报文是一个应答报文，ACK标志位几乎是被常设为1（第一次不是 ）

 三次握手四次挥手是操作系统自动完成的！！！

*为什么要进行三次握手呢？--- 两个理由

1. 以最小成本，100%确认双方通信意愿！（男女双方的意愿）

2. 以最短方式，进行验证全双工！--- 本质是验证：我们两个所处的网络是通畅的，能够支持全双工！（父母等外部条件的满足）

三握的本质就是建立全双工通信！

5. 理解 TIME_WAIT 状态

在 TCP 连接关闭过程中，主动发起断开连接的一方（通常是客户端，但也可能是服务器 ），在完成四次挥手后会进入 TIME_WAIT 状态。这一状态存在的原因主要有两个：

• 防止迟到报文干扰：网络中可能存在延迟传输的 TCP 报文段。若主动断开连接的一方在完成四次挥手后立刻释放所有资源并关闭连接，当新连接使用相同的 IP 地址和端口号建立时，旧连接中迟到的报文段可能会被新连接接收并处理，导致数据混乱。TIME_WAIT 状态持续 2 倍的报文最大生存时间（2MSL，Maximum Segment Lifetime ），确保网络中旧连接的所有报文段都已超时消失，不会干扰新连接。
• 保证最后一个 ACK 可靠到达：在四次挥手过程中，主动断开连接的一方发送最后一个 ACK 报文后进入 TIME_WAIT 状态。若这个 ACK 报文丢失，被动关闭连接的一方未收到确认，会重发 FIN 报文。由于主动方处于 TIME_WAIT 状态，TCP 连接还未完全关闭，仍可重发 ACK 报文进行确认，保证连接正常关闭。（ 为什么 TIME_WAIT 的时间是 2MSL?）

• TCP 协议规定,主动关闭连接的一方要处于 TIME_ WAIT 状态,等待两个
MSL(maximum segment lifetime)的时间后才能回到 CLOSED 状态.

• 我们使用 Ctrl-C 终止了 server, 所以 server 是主动关闭连接的一方, 在
TIME_WAIT 期间仍然不能再次监听同样的 server 端口;

• MSL 在 RFC1122 中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在 Centos7 上
默认配置的值是 60s; 

• 可以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看 msl 的值

6. 解决 TIME_WAIT 状态引起的bind失败的方法

7. 理解 CLOSE_WAIT 状态

8. 滑动窗口

本质是流量控制的具体实现方案

在确认应答策略, 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

• 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

滑动窗口大小 = min(对方win，拥塞窗口) --- 见下文

 start = 报文确定序号

 end = start + win

1. 可以向左滑动吗？ --- 不可

2. 滑动窗口，可变大，变小，不变，为0

3. 丢包了怎么办？滑动窗口会不会跳过报文进行应答？--- 不会！确认信号的定义决定的

 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.

•  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").

9. 流量控制

• 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.

10. 拥塞控制

11. 延迟应答

• 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;

*窗口越大, 网络吞吐量就越大, 传输效率就越高. 我们的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;

12. 捎带应答

13. 面向字节流

TCP 把应用程序交付的数据当作无结构的字节流来处理，在传输和接收时按顺序、无间隔地进行，就像水流一样连续不断

数据传输方式

• 无边界处理：应用程序写入的数据，TCP 不会去区分报文边界。例如，应用程序分三次分别写入 5 字节、3 字节、2 字节的数据，TCP 会将这些数据依次排列成一个连续的字节流进行传输，而不会认为这是三个独立的报文。接收方读取时也是按字节流顺序读取，不会感知到发送方是分多次写入的。
• 顺序传输：TCP 保证字节流中的字节按照发送顺序传输到接收端。

实现原理

• 序号机制：TCP 为字节流中的每个字节分配一个序号。在建立连接时，双方协商初始序号，后续发送数据时，按照字节顺序递增序号。通过序号，TCP 可以对数据进行排序、检测丢失字节以及实现可靠重传等功能。例如，发送方发送序号为 100 - 110 的字节，接收方根据序号判断是否有字节丢失，若发现 103 号字节未收到，可要求发送方重传。
• 确认与重传：接收方收到数据后，通过发送确认报文（ACK ）告知发送方哪些字节已成功接收。若发送方在一定时间内未收到某个序号字节的确认，就会重传该字节及后续字节，确保字节流完整到达接收方。

• 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

• 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;

14. 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.

15. TCP异常情况

16. TCP小结

17. 基于TCP应用层协议

18. TCP/UDP对比

*19. 用UDP实现可靠传输

例如: 
• 引入序列号, 保证数据顺序; 
• 引入确认应答, 确保对端收到了数据; 
• 引入超时重传, 如果隔一段时间没有应答, 就重发数据; 
• ......

附录：

序号：

结构理解：

UDP同理