返回

TCP知识梳理

TCP基础知识

什么是TCP

传输控制协议 TCP(Transmission Control Protocol)是面向连接的可靠的基于字节流的传输层通信协议。

  • 面向连接:

    一定是一对一才能连接,不能像 UDP 协议 可以一个主机同时向多个主机发送消息,也就是一对多是无法做到的;

  • 可靠的:

    无论的网络链路中出现了怎样的链路变化,TCP 都可以保证一个报文一定能够到达接收端;

  • 字节流:

    消息是没有边界的,所以无论我们消息有多大都可以进行传输。并且消息是有序的,当前一个消息没有收到的时候,即使它先收到了后面的字节已经收到,那么也不能扔给应用层去处理,同时对重复的报文会自动丢弃。

TCP工作层级

IP 层是不可靠的,它不保证网络包的交付、不保证网络包的按序交付、也不保证网络包中的数据的完整性。

如果需要保障网络数据包的可靠性,那么就需要由上层(传输层)的 TCP 协议来负责。

因为 TCP 是一个工作在传输层可靠数据传输的服务,它能确保接收端接收的网络包是无损坏、无间隔、非冗余和按序的。

如何建立TCP

建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务器端达成三个信息的共识。

  • Socket:由 IP 地址和端口号组成
  • 序列号:用来解决乱序问题等
  • 窗口大小:用来做流量控制

TCP 三次握手过程和状态变迁

TCP 是面向连接的协议,所以使用 TCP 前必须先建立连接,而建立连接是通过三次握手而进行的。

  1. 一开始,客户端和服务端都处于 CLOSED 状态。先是服务端主动监听某个端口,处于 LISTEN 状态

  2. 客户端会随机初始化序号(client_isn),将此序号置于 TCP 首部的序号字段中,同时把 SYN 标志位置为 1 ,表示 SYN 报文。接着把第一个 SYN 报文发送给服务端,表示向服务端发起连接,该报文不包含应用层数据,之后客户端处于 SYN-SENT 状态。

  3. 服务端收到客户端的 SYN 报文后,首先服务端也随机初始化自己的序号(server_isn),将此序号填入 TCP 首部的序号字段中,其次把 TCP 首部的确认应答号字段填入 client_isn + 1, 接着把 SYNACK 标志位置为 1。最后把该报文发给客户端,该报文也不包含应用层数据,之后服务端处于 SYN-RCVD 状态。

  4. 客户端收到服务端报文后,还要向服务端回应最后一个应答报文,首先该应答报文 TCP 首部 ACK 标志位置为 1 ,其次确认应答号字段填入 server_isn + 1 ,最后把报文发送给服务端,这次报文可以携带客户到服务器的数据,之后客户端处于 ESTABLISHED 状态。

  5. 服务器收到客户端的应答报文后,也进入 ESTABLISHED 状态。

从上面的过程可以发现第三次握手是可以携带数据的,前两次握手是不可以携带数据的,这也是面试常问的题。

一旦完成三次握手,双方都处于 ESTABLISHED 状态,此致连接就已建立完成,客户端和服务端就可以相互发送数据了。

不使用两次握手四次握手的原因:

  • 两次握手:无法防止历史连接的建立,会造成双方资源的浪费,也无法可靠的同步双方序列号;

    两次握手会造成消息滞留情况下,服务器重复接受无用的连接请求 SYN 报文,而造成重复分配资源。

  • 四次握手:三次握手就已经理论上最少可靠连接建立,所以不需要使用更多的通信次数。

为什么客户端和服务端的初始序列号 ISN 是不相同的?

因为网络中的报文会延迟、会复制重发、也有可能丢失,这样会造成的不同连接之间产生互相影响,所以为了避免互相影响,客户端和服务端的初始序列号是随机且不同的。

初始序列号 ISN 是如何随机产生的?

起始 ISN 是基于时钟的,每 4 毫秒 + 1,转一圈要 4.55 个小时。

RFC1948 中提出了一个较好的初始化序列号 ISN 随机生成算法。

ISN = M + F (localhost, localport, remotehost, remoteport)

  • M 是一个计时器,这个计时器每隔 4 毫秒加 1。
  • F 是一个 Hash 算法,根据源 IP、目的 IP、源端口、目的端口生成一个随机数值。要保证 Hash 算法不能被外部轻易推算得出,用 MD5 算法是一个比较好的选择。

断开链接

TCP 四次挥手过程和状态变迁

TCP 断开连接是通过四次挥手方式。双方都可以主动断开连接,断开连接后主机中的资源将被释放。

  1. 客户端打算关闭连接,此时会发送一个 TCP 首部 FIN 标志位被置为 1 的报文,也即 FIN 报文,之后客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。
  2. 服务端收到该报文后,就向客户端发送 ACK 应答报文,接着服务端进入 CLOSED_WAIT 状态。
  3. 客户端收到服务端的 ACK 应答报文后,之后进入 FIN_WAIT_2 状态。
  4. 等待服务端处理完数据后,也向客户端发送 FIN 报文,之后服务端进入 LAST_ACK 状态。
  5. 客户端收到服务端的 FIN 报文后,回一个 ACK 应答报文,之后进入 TIME_WAIT 状态
  6. 服务器收到了 ACK 应答报文后,就进入了 CLOSE 状态,至此服务端已经完成连接的关闭。
  7. 客户端在经过 2MSL 一段时间后,自动进入 CLOSE 状态,至此客户端也完成连接的关闭。

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

这里一点需要注意是:主动关闭连接的,才有 TIME_WAIT 状态。

为什么挥手需要四次?

再来回顾下四次挥手双方发 FIN 包的过程,就能理解为什么需要四次了。

  • 关闭连接时,客户端向服务端发送 FIN 时,仅仅表示客户端不再发送数据了但是还能接收数据。
  • 服务器收到客户端的 FIN 报文时,先回一个 ACK 应答报文,而服务端可能还有数据需要处理和发送,等服务端不再发送数据时,才发送 FIN 报文给客户端来表示同意现在关闭连接。

从上面过程可知,服务端通常需要等待完成数据的发送和处理,所以服务端的 ACKFIN 一般都会分开发送,从而比三次握手导致多了一次。

什么是MSL

MSL 是 Maximum Segment Lifetime,报文最大生存时间,它是任何报文在网络上存在的最长时间,超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的,而 IP 头中有一个 TTL 字段,是 IP 数据报可以经过的最大路由数,每经过一个处理他的路由器此值就减 1,当此值为 0 则数据报将被丢弃,同时发送 ICMP 报文通知源主机。

在 Linux 系统里 2MSL 默认是 60 秒,那么一个 MSL 也就是 30 秒。Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时间为固定的 60 秒

其定义在 Linux 内核代码里的名称为 TCP_TIMEWAIT_LEN:

#define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) /* how long to wait to destroy TIME-WAIT 
                                    state, about 60 seconds  */

如果要修改 TIME_WAIT 的时间长度,只能修改 Linux 内核代码里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值,并重新编译 Linux 内核。

MSL与TTL的区别

MSL 与 TTL 的区别:MSL 的单位是时间,而 TTL 是经过路由跳数。所以 MSL 应该要大于等于 TTL 消耗为 0 的时间,以确保报文已被自然消亡。

为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL?

TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL,比较合理的解释是:网络中可能存在来自发送方的数据包,当这些发送方的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应,所以一来一回需要等待 2 倍的时间

比如,如果被动关闭方没有收到断开连接的最后的 ACK 报文,就会触发超时重发 Fin 报文,另一方接收到 FIN 后,会重发 ACK 给被动关闭方, 一来一去正好 2 个 MSL。

2MSL 的时间是从客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的。如果在 TIME-WAIT 时间内,因为客户端的 ACK 没有传输到服务端,客户端又接收到了服务端重发的 FIN 报文,那么 2MSL 时间将重新计时

为什么需要 TIME_WAIT 状态?

主动发起关闭连接的一方,才会有 TIME-WAIT 状态。

需要 TIME-WAIT 状态,主要是两个原因:

  • 防止具有相同四元组数据包被收到;

  • 保证被动关闭连接的一方能被正确的关闭,即保证最后的 ACK 能让被动关闭方接收,从而帮助其正常关闭;

TIME_WAIT 过多有什么危害?

如果服务器有处于 TIME-WAIT 状态的 TCP,则说明是由服务器方主动发起的断开请求。

过多的 TIME-WAIT 状态主要的危害有两种:

  • 第一是内存资源占用;
  • 第二是对端口资源的占用,一个 TCP 连接至少消耗一个本地端口;

第二个危害是会造成严重的后果的,要知道,端口资源也是有限的,一般可以开启的端口为 32768~61000,也可以通过如下参数设置指定

net.ipv4.ip_local_port_range

如果服务端 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。

如何优化 TIME_WAIT?

这里给出优化 TIME-WAIT 的几个方式,都是有利有弊:

  • 打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 选项;
  • net.ipv4.tcp_max_tw_buckets
  • 程序中使用 SO_LINGER ,应用强制使用 RST 关闭。

方式一:net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps

如下的 Linux 内核参数开启后,则可以复用处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所用

net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1

使用这个选项,还有一个前提,需要打开对 TCP 时间戳的支持,即

net.ipv4.tcp_timestamps=1(默认即为 1)

这个时间戳的字段是在 TCP 头部的选项里,用于记录 TCP 发送方的当前时间戳和从对端接收到的最新时间戳。

由于引入了时间戳,我们在前面提到的 2MSL 问题就不复存在了,因为重复的数据包会因为时间戳过期被自然丢弃。

温馨提醒:net.ipv4.tcp_tw_reuse要慎用,因为使用了它就必然要打开时间戳的支持 net.ipv4.tcp_timestamps当客户端与服务端主机时间不同步时,客户端的发送的消息会被直接拒绝掉。小林在工作中就遇到过。。。排查了非常的久

方式二:net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

这个值默认为 18000,当系统中处于 TIME_WAIT 的连接一旦超过这个值时,系统就会将所有的 TIME_WAIT 连接状态重置。

这个方法过于暴力,而且治标不治本,带来的问题远比解决的问题多,不推荐使用。

方式三:程序中使用 SO_LINGER

我们可以通过设置 socket 选项,来设置调用 close 关闭连接行为。

struct linger so_linger;
so_linger.l_onoff = 1;
so_linger.l_linger = 0;
setsockopt(s, SOL_SOCKET, SO_LINGER, &so_linger,sizeof(so_linger));

如果l_onoff为非 0, 且l_linger值为 0,那么调用close后,会立该发送一个RST标志给对端,该 TCP 连接将跳过四次挥手,也就跳过了TIME_WAIT状态,直接关闭。

但这为跨越TIME_WAIT状态提供了一个可能,不过是一个非常危险的行为,不值得提倡。

Socket 编程

针对 TCP 应该如何 Socket 编程?

  1. 服务端和客户端初始化 socket,得到文件描述符;
  2. 服务端调用 bind,将绑定在 IP 地址和端口;
  3. 服务端调用 listen,进行监听;
  4. 服务端调用 accept,等待客户端连接;
  5. 客户端调用 connect,向服务器端的地址和端口发起连接请求;
  6. 服务端 accept 返回用于传输的 socket 的文件描述符;
  7. 客户端调用 write 写入数据;服务端调用 read 读取数据;
  8. 客户端断开连接时,会调用 close,那么服务端 read 读取数据的时候,
  9. 会读取到了 EOF,待处理完数据后,服务端调用 close,表示连接关闭。

这里需要注意的是,服务端调用 accept 时,连接成功了会返回一个已完成连接的 socket,后续用来传输数据。

所以,监听的 socket 和真正用来传送数据的 socket,是两个 socket,一个叫作监听 socket,一个叫作已完成连接 socket

成功连接建立之后,双方开始通过 read 和 write 函数来读写数据,就像往一个文件流里面写东西一样。

SYN攻击

什么是SYN

我们都知道 TCP 连接建立是需要三次握手,假设攻击者短时间伪造不同 IP 地址的 SYN 报文,服务端每接收到一个 SYN 报文,就进入SYN_RCVD 状态,但服务端发送出去的 ACK + SYN 报文,无法得到未知 IP 主机的 ACK 应答,久而久之就会占满服务端的 SYN 接收队列(未连接队列),使得服务器不能为正常用户服务。

我们先来看下Linux 内核的 SYN (未完成连接建立)队列与 Accpet (已完成连接建立)队列是如何工作的?

正常流程:

  • 当服务端接收到客户端的 SYN 报文时,会将其加入到内核的 SYN 队列
  • 接着发送 SYN + ACK 给客户端,等待客户端回应 ACK 报文;
  • 服务端接收到 ACK 报文后,从 SYN 队列移除放入到 Accept 队列
  • 应用通过调用 accpet(.png) socket 接口,从 Accept 队列取出的连接。

应用程序过慢:

  • 如果应用程序过慢时,就会导致 Accept 队列被占满。

受到 SYN 攻击:

  • 如果不断受到 SYN 攻击,就会导致 SYN 队列被占满。

如何避免SYN攻击

方案一

其中一种解决方式是通过修改 Linux 内核参数,控制队列大小和当队列满时应做什么处理。

当网卡接收数据包的速度大于内核处理的速度时,会有一个队列保存这些数据包。控制该队列的最大值如下参数:

net.core.netdev_max_backlog

SYN_RCVD 状态连接的最大个数:

net.ipv4.tcp_max_syn_backlog

超出处理能时,对新的 SYN 直接回 RST,丢弃连接:

net.ipv4.tcp_abort_on_overflow

方案二

tcp_syncookies 的方式可以应对 SYN 攻击的方法:

net.ipv4.tcp_syncookies = 1

  • SYN 队列满之后,后续服务器收到 SYN 包,不进入 SYN 队列
  • 计算出一个 cookie 值,再以 SYN + ACK 中的序列号返回客户端,
  • 服务端接收到客户端的应答报文时,服务器会检查这个 ACK 包的合法性。如果合法,直接放入到 Accept 队列
  • 最后应用通过调用 accpet() socket 接口,从 Accept 队列取出的连接。

重传机制

TCP 实现可靠传输的方式之一,是通过序列号与确认应答。

在 TCP 中,当发送端的数据到达接收主机时,接收端主机会返回一个确认应答消息,表示已收到消息。

但在错综复杂的网络,并不一定能如上图那么顺利能正常的数据传输,万一数据在传输过程中丢失了呢?

所以 TCP 针对数据包丢失的情况,会用重传机制解决。

接下来说说常见的重传机制:

  • 超时重传
  • 快速重传
  • SACK
  • D-SACK

超时重传

在发送数据时,设定一个定时器,当超过指定的时间后,没有收到对方的 ACK 确认应答报文,就会重发该数据,也就是我们常说的超时重传

TCP 会在以下两种情况发生超时重传:

  • 数据包丢失
  • 确认应答丢失

超时时间应该设置为多少呢?

我们先来了解一下什么是 RTT(Round-Trip Time 往返时延),从下图我们就可以知道:

RTT

RTT 就是数据从网络一端传送到另一端所需的时间,也就是包的往返时间。

超时重传时间是以 RTO (Retransmission Timeout 超时重传时间)表示。

假设在重传的情况下,超时时间 RTO 较长或较短时,会发生什么事情呢?

超时时间较长与较短

上图中有两种超时时间不同的情况:

  • 当超时时间 RTO 较大时,重发就慢,丢了老半天才重发,没有效率,性能差;
  • 当超时时间 RTO 较小时,会导致可能并没有丢就重发,于是重发的就快,会增加网络拥塞,导致更多的超时,更多的超时导致更多的重发。

精确的测量超时时间 RTO 的值是非常重要的,这可让我们的重传机制更高效。

根据上述的两种情况,我们可以得知,超时重传时间 RTO 的值应该略大于报文往返 RTT 的值

RTO 应略大于 RTT

至此,可能大家觉得超时重传时间 RTO 的值计算,也不是很复杂嘛。

好像就是在发送端发包时记下 t0 ,然后接收端再把这个 ack 回来时再记一个 t1,于是 RTT = t1 – t0。没那么简单,这只是一个采样,不能代表普遍情况

实际上报文往返 RTT 的值是经常变化的,因为我们的网络也是时常变化的。也就因为报文往返 RTT 的值 是经常波动变化的,所以超时重传时间 RTO 的值应该是一个动态变化的值

我们来看看 Linux 是如何计算 RTO 的呢?

估计往返时间,通常需要采样以下两个:

  • 需要 TCP 通过采样 RTT 的时间,然后进行加权平均,算出一个平滑 RTT 的值,而且这个值还是要不断变化的,因为网络状况不断地变化。
  • 除了采样 RTT,还要采样 RTT 的波动范围,这样就避免如果 RTT 有一个大的波动的话,很难被发现的情况。

RFC6289 建议使用以下的公式计算 RTO:

RFC6289 建议的 RTO 计算

其中 SRTT 是计算平滑的RTT ,DevRTR 是计算平滑的RTT 与 最新 RTT 的差距。

在 Linux 下,α = 0.125,β = 0.25, μ = 1,∂ = 4。别问怎么来的,问就是大量实验中调出来的。

如果超时重发的数据,再次超时的时候,又需要重传的时候,TCP 的策略是超时间隔加倍。

也就是每当遇到一次超时重传的时候,都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时,就说明网络环境差,不宜频繁反复发送。

超时触发重传存在的问题是,超时周期可能相对较长。那是不是可以有更快的方式呢?

于是就可以用快速重传机制来解决超时重发的时间等待。

快速重传

TCP 还有另外一种快速重传(Fast Retransmit)机制,它不以时间为驱动,而是以数据驱动重传

快速重传机制,是如何工作的呢?其实很简单,一图胜千言。

在上图,发送方发出了 1,2,3,4,5 份数据:

  • 第一份 Seq1 先送到了,于是就 Ack 回 2;
  • 结果 Seq2 因为某些原因没收到,Seq3 到达了,于是还是 Ack 回 2;
  • 后面的 Seq4 和 Seq5 都到了,但还是 Ack 回 2,因为 Seq2 还是没有收到;
  • 发送端收到了三个 Ack = 2 的确认,知道了 Seq2 还没有收到,就会在定时器过期之前,重传丢失的 Seq2。
  • 最后,接收到收到了 Seq2,此时因为 Seq3,Seq4,Seq5 都收到了,于是 Ack 回 6 。

所以,快速重传的工作方式是当收到三个相同的 ACK 报文时,会在定时器过期之前,重传丢失的报文段。

快速重传机制只解决了一个问题,就是超时时间的问题,但是它依然面临着另外一个问题。就是重传的时候,是重传之前的一个,还是重传所有的问题。

比如对于上面的例子,是重传 Seq2 呢?还是重传 Seq2、Seq3、Seq4、Seq5 呢?因为发送端并不清楚这连续的三个 Ack 2 是谁传回来的。

根据 TCP 不同的实现,以上两种情况都是有可能的。可见,这是一把双刃剑。

为了解决不知道该重传哪些 TCP 报文,于是就有 SACK 方法。

SACK 方法

还有一种实现重传机制的方式叫:SACK( Selective Acknowledgment 选择性确认)。

这种方式需要在 TCP 头部选项字段里加一个 SACK 的东西,它可以将缓存的地图发送给发送方,这样发送方就可以知道哪些数据收到了,哪些数据没收到,知道了这些信息,就可以只重传丢失的数据

如下图,发送方收到了三次同样的 ACK 确认报文,于是就会触发快速重发机制,通过 SACK 信息发现只有 200~299 这段数据丢失,则重发时,就只选择了这个 TCP 段进行重复。

如果要支持 SACK,必须双方都要支持。在 Linux 下,可以通过 net.ipv4.tcp_sack 参数打开这个功能(Linux 2.4 后默认打开)。

Duplicate SACK

Duplicate SACK 又称 D-SACK,其主要使用了 SACK 来告诉发送方有哪些数据被重复接收了。

下面举例两个栗子,来说明 D-SACK 的作用。

栗子一号:ACK 丢包

ACK 丢包

  • 接收方发给发送方的两个 ACK 确认应答都丢失了,所以发送方超时后,重传第一个数据包(3000 ~ 3499)
  • 于是接收方发现数据是重复收到的,于是回了一个 SACK = 3000~3500,告诉发送方 3000~3500 的数据早已被接收了,因为 ACK 都到了 4000 了,已经意味着 4000 之前的所有数据都已收到,所以这个 SACK 就代表着 D-SACK
  • 这样发送方就知道了,数据没有丢,是接收方的 ACK 确认报文丢了。
栗子二号:网络延时

  • 数据包(1000~1499) 被网络延迟了,导致发送方没有收到 Ack 1500 的确认报文。
  • 而后面报文到达的三个相同的 ACK 确认报文,就触发了快速重传机制,但是在重传后,被延迟的数据包(1000~1499)又到了接收方
  • 所以接收方回了一个 SACK=1000~1500,因为 ACK 已经到了 3000,所以这个 SACK 是 D-SACK,表示收到了重复的包。
  • 这样发送方就知道快速重传触发的原因不是发出去的包丢了,也不是因为回应的 ACK 包丢了,而是因为网络延迟了。

可见,D-SACK 有这么几个好处:

  1. 可以让发送方知道,是发出去的包丢了,还是接收方回应的 ACK 包丢了;
  2. 可以知道是不是发送方的数据包被网络延迟了;
  3. 可以知道网络中是不是把发送方的数据包给复制了;

在 Linux 下可以通过 net.ipv4.tcp_dsack 参数开启/关闭这个功能(Linux 2.4 后默认打开)。

滑动窗口

引入窗口概念的原因

我们都知道 TCP 是每发送一个数据,都要进行一次确认应答。当上一个数据包收到了应答了, 再发送下一个。

这个模式就有点像我和你面对面聊天,你一句我一句。但这种方式的缺点是效率比较低的。

如果你说完一句话,我在处理其他事情,没有及时回复你,那你不是要干等着我做完其他事情后,我回复你,你才能说下一句话,很显然这不现实。

所以,这样的传输方式有一个缺点:数据包的往返时间越长,通信的效率就越低

为解决这个问题,TCP 引入了窗口这个概念。即使在往返时间较长的情况下,它也不会降低网络通信的效率。

那么有了窗口,就可以指定窗口大小,窗口大小就是指无需等待确认应答,而可以继续发送数据的最大值

窗口的实现实际上是操作系统开辟的一个缓存空间,发送方主机在等到确认应答返回之前,必须在缓冲区中保留已发送的数据。如果按期收到确认应答,此时数据就可以从缓存区清除。

假设窗口大小为 3 个 TCP 段,那么发送方就可以连续发送 3 个 TCP 段,并且中途若有 ACK 丢失,可以通过下一个确认应答进行确认。如下图:

图中的 ACK 600 确认应答报文丢失,也没关系,因为可以通话下一个确认应答进行确认,只要发送方收到了 ACK 700 确认应答,就意味着 700 之前的所有数据接收方都收到了。这个模式就叫累计确认或者累计应答

窗口大小由哪一方决定?

TCP 头里有一个字段叫 Window,也就是窗口大小。

这个字段是接收端告诉发送端自己还有多少缓冲区可以接收数据。于是发送端就可以根据这个接收端的处理能力来发送数据,而不会导致接收端处理不过来。

所以,通常窗口的大小是由接收方的决定的。

发送方发送的数据大小不能超过接收方的窗口大小,否则接收方就无法正常接收到数据。

发送方的滑动窗口

我们先来看看发送方的窗口,下图就是发送方缓存的数据,根据处理的情况分成四个部分,其中深蓝色方框是发送窗口,紫色方框是可用窗口:

  • #1 是已发送并收到 ACK确认的数据:1~31 字节
  • #2 是已发送但未收到 ACK确认的数据:32~45 字节
  • #3 是未发送但总大小在接收方处理范围内(接收方还有空间):46~51字节
  • #4 是未发送但总大小超过接收方处理范围(接收方没有空间):52字节以后

在下图,当发送方把数据全部都一下发送出去后,可用窗口的大小就为 0 了,表明可用窗口耗尽,在没收到 ACK 确认之前是无法继续发送数据了。

在下图,当收到之前发送的数据 32~36 字节的 ACK 确认应答后,如果发送窗口的大小没有变化,则滑动窗口往右边移动 5 个字节,因为有 5 个字节的数据被应答确认,接下来 52~56 字节又变成了可用窗口,那么后续也就可以发送 52~56 这 5 个字节的数据了。

程序是如何表示发送方的四个部分的呢?

TCP 滑动窗口方案使用三个指针来跟踪在四个传输类别中的每一个类别中的字节。其中两个指针是绝对指针(指特定的序列号),一个是相对指针(需要做偏移)。

  • SND.WND:表示发送窗口的大小(大小是由接收方指定的);
  • SND.UNA:是一个绝对指针,它指向的是已发送但未收到确认的第一个字节的序列号,也就是 #2 的第一个字节。
  • SND.NXT:也是一个绝对指针,它指向未发送但可发送范围的第一个字节的序列号,也就是 #3 的第一个字节。
  • 指向 #4 的第一个字节是个相对指针,它需要 SND.UNA 指针加上 SND.WND 大小的偏移量,就可以指向 #4 的第一个字节了。

那么可用窗口大小的计算就可以是:

可用窗口大 = SND.WND -(SND.NXT - SND.UNA)

接收方的滑动窗口

接下来我们看看接收方的窗口,接收窗口相对简单一些,根据处理的情况划分成三个部分:

  • #1 + #2 是已成功接收并确认的数据(等待应用进程读取);
  • #3 是未收到数据但可以接收的数据;
  • #4 未收到数据并不可以接收的数据;

其中三个接收部分,使用两个指针进行划分:

  • RCV.WND:表示接收窗口的大小,它会通告给发送方。
  • RCV.NXT:是一个指针,它指向期望从发送方发送来的下一个数据字节的序列号,也就是 #3 的第一个字节。
  • 指向 #4 的第一个字节是个相对指针,它需要 RCV.NXT 指针加上 RCV.WND 大小的偏移量,就可以指向 #4 的第一个字节了。

接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗?

并不是完全相等,接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。

因为滑动窗口并不是一成不变的。比如,当接收方的应用进程读取数据的速度非常快的话,这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小,是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传输过程是存在时延的,所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。

流量控制

发送方不能无脑的发数据给接收方,要考虑接收方处理能力。

如果一直无脑的发数据给对方,但对方处理不过来,那么就会导致触发重发机制,从而导致网络流量的无端的浪费。

为了解决这种现象发生,TCP 提供一种机制可以让发送方根据接收方的实际接收能力控制发送的数据量,这就是所谓的流量控制。

下面举个栗子,为了简单起见,假设以下场景:

  • 客户端是接收方,服务端是发送方
  • 假设接收窗口和发送窗口相同,都为 200
  • 假设两个设备在整个传输过程中都保持相同的窗口大小,不受外界影响

根据上图的流量控制,说明下每个过程:

  1. 客户端向服务端发送请求数据报文。这里要说明下,本次例子是把服务端作为发送方,所以没有画出服务端的接收窗口。
  2. 服务端收到请求报文后,发送确认报文和 80 字节的数据,于是可用窗口 Usable 减少为 120 字节,同时 SND.NXT 指针也向右偏移 80 字节后,指向 321,这意味着下次发送数据的时候,序列号是 321。
  3. 客户端收到 80 字节数据后,于是接收窗口往右移动 80 字节,RCV.NXT 也就指向 321,这意味着客户端期望的下一个报文的序列号是 321,接着发送确认报文给服务端。
  4. 服务端再次发送了 120 字节数据,于是可用窗口耗尽为 0,服务端无法在继续发送数据。
  5. 客户端收到 120 字节的数据后,于是接收窗口往右移动 120 字节,RCV.NXT 也就指向 441,接着发送确认报文给服务端。
  6. 服务端收到对 80 字节数据的确认报文后,SND.UNA 指针往右偏移后指向 321,于是可用窗口 Usable 增大到 80。
  7. 服务端收到对 120 字节数据的确认报文后,SND.UNA 指针往右偏移后指向 441,于是可用窗口 Usable 增大到 200。
  8. 服务端可以继续发送了,于是发送了 160 字节的数据后,SND.NXT 指向 601,于是可用窗口 Usable 减少到 40。
  9. 客户端收到 160 字节后,接收窗口往右移动了 160 字节,RCV.NXT 也就是指向了 601,接着发送确认报文给服务端。
  10. 服务端收到对 160 字节数据的确认报文后,发送窗口往右移动了 160 字节,于是 SND.UNA 指针偏移了 160 后指向 601,可用窗口 Usable 也就增大至了 200。

操作系统缓冲区与滑动窗口的关系

前面的流量控制例子,我们假定了发送窗口和接收窗口是不变的,但是实际上,发送窗口和接收窗口中所存放的字节数,都是放在操作系统内存缓冲区中的,而操作系统的缓冲区,会被操作系统调整

当应用进程没办法及时读取缓冲区的内容时,也会对我们的缓冲区造成影响。

那操心系统的缓冲区,是如何影响发送窗口和接收窗口的呢?

第一个例子

当应用程序没有及时读取缓存时,发送窗口和接收窗口的变化。

考虑以下场景:

  • 客户端作为发送方,服务端作为接收方,发送窗口和接收窗口初始大小为 360
  • 服务端非常的繁忙,当收到客户端的数据时,应用层不能及时读取数据。

根据上图的流量控制,说明下每个过程:

  1. 客户端发送 140 字节数据后,可用窗口变为 220 (360 - 140)。
  2. 服务端收到 140 字节数据,但是服务端非常繁忙,应用进程只读取了 40 个字节,还有 100 字节占用着缓冲区,于是接收窗口收缩到了 260 (360 - 100),最后发送确认信息时,将窗口大小通过给客户端。
  3. 客户端收到确认和窗口通告报文后,发送窗口减少为 260。
  4. 客户端发送 180 字节数据,此时可用窗口减少到 80。
  5. 服务端收到 180 字节数据,但是应用程序没有读取任何数据,这 180 字节直接就留在了缓冲区,于是接收窗口收缩到了 80 (260 - 180),并在发送确认信息时,通过窗口大小给客户端。
  6. 客户端收到确认和窗口通告报文后,发送窗口减少为 80。
  7. 客户端发送 80 字节数据后,可用窗口耗尽。
  8. 服务端收到 80 字节数据,但是应用程序依然没有读取任何数据,这 80 字节留在了缓冲区,于是接收窗口收缩到了 0,并在发送确认信息时,通过窗口大小给客户端。
  9. 客户端收到确认和窗口通告报文后,发送窗口减少为 0。

可见最后窗口都收缩为 0 了,也就是发生了窗口关闭。当发送方可用窗口变为 0 时,发送方实际上会定时发送窗口探测报文,以便知道接收方的窗口是否发生了改变,这个内容后面会说,这里先简单提一下。

第二个例子

当服务端系统资源非常紧张的时候,操心系统可能会直接减少了接收缓冲区大小,这时应用程序又无法及时读取缓存数据,那么这时候就有严重的事情发生了,会出现数据包丢失的现象。

说明下每个过程:

  1. 客户端发送 140 字节的数据,于是可用窗口减少到了 220。
  2. 服务端因为现在非常的繁忙,操作系统于是就把接收缓存减少了 100 字节,当收到 对 140 数据确认报文后,又因为应用程序没有读取任何数据,所以 140 字节留在了缓冲区中,于是接收窗口大小从 360 收缩成了 100,最后发送确认信息时,通告窗口大小给对方。
  3. 此时客户端因为还没有收到服务端的通告窗口报文,所以不知道此时接收窗口收缩成了 100,客户端只会看自己的可用窗口还有 220,所以客户端就发送了 180 字节数据,于是可用窗口减少到 40。
  4. 服务端收到了 180 字节数据时,发现数据大小超过了接收窗口的大小,于是就把数据包丢失了。
  5. 客户端收到第 2 步时,服务端发送的确认报文和通告窗口报文,尝试减少发送窗口到 100,把窗口的右端向左收缩了 80,此时可用窗口的大小就会出现诡异的负值。

所以,如果发生了先减少缓存,再收缩窗口,就会出现丢包的现象。

为了防止这种情况发生,TCP 规定是不允许同时减少缓存又收缩窗口的,而是采用先收缩窗口,过段时间在减少缓存,这样就可以避免了丢包情况。

窗口关闭

在前面我们都看到了,TCP 通过让接收方指明希望从发送方接收的数据大小(窗口大小)来进行流量控制。

如果窗口大小为 0 时,就会阻止发送方给接收方传递数据,直到窗口变为非 0 为止,这就是窗口关闭。

窗口关闭潜在的危险

接收方向发送方通告窗口大小时,是通过 ACK 报文来通告的。

那么,当发生窗口关闭时,接收方处理完数据后,会向发送方通告一个窗口非 0 的 ACK 报文,如果这个通告窗口的 ACK 报文在网络中丢失了,那麻烦就大了。

这会导致发送方一直等待接收方的非 0 窗口通知,接收方也一直等待发送方的数据,如不不采取措施,这种相互等待的过程,会造成了死锁的现象。

TCP 是如何解决窗口关闭时,潜在的死锁现象呢?

为了解决这个问题,TCP 为每个连接设有一个持续定时器,只要 TCP 连接一方收到对方的零窗口通知,就启动持续计时器。

如果持续计时器超时,就会发送窗口探测 ( Window probe ) 报文,而对方在确认这个探测报文时,给出自己现在的接收窗口大小。

  • 如果接收窗口仍然为 0,那么收到这个报文的一方就会重新启动持续计时器;
  • 如果接收窗口不是 0,那么死锁的局面就可以被打破了。

窗口探查探测的次数一般为 3 此次,每次次大约 30-60 秒(不同的实现可能会不一样)。如果 3 次过后接收窗口还是 0 的话,有的 TCP 实现就会发 RST 报文来中断连接。

糊涂窗口综合症

如果接收方太忙了,来不及取走接收窗口里的数据,那么就会导致发送方的发送窗口越来越小。

到最后,如果接收方腾出几个字节并告诉发送方现在有几个字节的窗口,而发送方会义无反顾地发送这几个字节,这就是糊涂窗口综合症

要知道,我们的 TCP + IP 头有 40 个字节,为了传输那几个字节的数据,要达上这么大的开销,这太不经济了。

就好像一个可以承载 50 人的大巴车,每次来了一两个人,就直接发车。除非家里有矿的大巴司机,才敢这样玩,不然迟早破产。要解决这个问题也不难,大巴司机等乘客数量超过了 25 个,才认定可以发车。

现举个糊涂窗口综合症的栗子,考虑以下场景:

接收方的窗口大小是 360 字节,但接收方由于某些原因陷入困境,假设接收方的应用层读取的能力如下:

  • 接收方每接收 3 个字节,应用程序就只能从缓冲区中读取 1 个字节的数据;
  • 在下一个发送方的 TCP 段到达之前,应用程序 还从缓冲区中读取了 40 个额外的字节;

每个过程的窗口大小的变化,在图中都描述的很清楚了,可以发现窗口不断减少了,并且发送的数据都是比较小的了。

所以,糊涂窗口综合症的现象是可以发生在发送方和接收方:

  • 接收方可以通告一个小的窗口
  • 而发送方可以发送小数据

于是,要解决糊涂窗口综合症,就解决上面两个问题就可以了

  • 让接收方不通告小窗口给发送方
  • 让发送方避免发送小数据

怎么让接收方不通告小窗口呢?

接收方通常的策略如下:

窗口大小小于 min( MSS,缓存空间/2 ) ,也就是小于 MSS 与 1/2 缓存大小中的最小值时,就会向发送方通告窗口为 0,也就阻止了发送方再发数据过来。

等到接收方处理了一些数据后,窗口大小 >= MSS,或者接收方缓存空间有一半可以使用,就可以把窗口打开让发送方发送数据过来。

怎么让发送方避免发送小数据呢?

发送方通常的策略:

使用 Nagle 算法,该算法的思路是延时处理,它满足以下两个条件中的一条才可以发送数据:

  • 要等到窗口大小 >= MSS 或是 数据大小 >= MSS
  • 收到之前发送数据的 ack 回包

只要没满足上面条件中的一条,发送方一直在囤积数据,直到满足上面的发送条件。

另外,Nagle 算法默认是打开的,如果对于一些需要小数据包交互的场景的程序,比如,telnet 或 ssh 这样的交互性比较强的程序,则需要关闭 Nagle 算法。

可以在 Socket 设置 TCP_NODELAY 选项来关闭这个算法(关闭 Nagle 算法没有全局参数,需要根据每个应用自己的特点来关闭)

setsockopt(sock_fd, IPPROTO_TCP, TCP_NODELAY, (char *)&value, sizeof(int));

拥塞控制

为什么要有拥塞控制呀,不是有流量控制了吗?

前面的流量控制是避免发送方的数据填满接收方的缓存,但是并不知道网络的中发生了什么。

一般来说,计算机网络都处在一个共享的环境。因此也有可能会因为其他主机之间的通信使得网络拥堵。

在网络出现拥堵时,如果继续发送大量数据包,可能会导致数据包时延、丢失等,这时 TCP 就会重传数据,但是一重传就会导致网络的负担更重,于是会导致更大的延迟以及更多的丢包,这个情况就会进入恶性循环被不断地放大….

所以,TCP 不能忽略网络上发生的事,它被设计成一个无私的协议,当网络发送拥塞时,TCP 会自我牺牲,降低发送的数据量。

于是,就有了拥塞控制,控制的目的就是避免发送方的数据填满整个网络。

为了在发送方调节所要发送数据的量,定义了一个叫做**拥塞窗口**的概念。

什么是拥塞窗口?和发送窗口有什么关系呢?

拥塞窗口 cwnd是发送方维护的一个 的状态变量,它会根据网络的拥塞程度动态变化的

我们在前面提到过发送窗口 swnd 和接收窗口 rwnd 是约等于的关系,那么由于入了拥塞窗口的概念后,此时发送窗口的值是swnd = min(cwnd, rwnd),也就是拥塞窗口和接收窗口中的最小值。

拥塞窗口 cwnd 变化的规则:

  • 只要网络中没有出现拥塞,cwnd 就会增大;
  • 但网络中出现了拥塞,cwnd 就减少;

那么怎么知道当前网络是否出现了拥塞呢?

其实只要发送方没有在规定时间内接收到 ACK 应答报文,也就是发生了超时重传,就会认为网络出现了用拥塞。

拥塞控制有哪些控制算法?

拥塞控制主要是四个算法:

  • 慢启动
  • 拥塞避免
  • 拥塞发生
  • 快速恢复

慢启动

TCP 在刚建立连接完成后,首先是有个慢启动的过程,这个慢启动的意思就是一点一点的提高发送数据包的数量,如果一上来就发大量的数据,这不是给网络添堵吗?

慢启动的算法记住一个规则就行:当发送方每收到一个 ACK,就拥塞窗口 cwnd 的大小就会加 1。

这里假定拥塞窗口 cwnd 和发送窗口 swnd 相等,下面举个栗子:

  • 连接建立完成后,一开始初始化 cwnd = 1,表示可以传一个 MSS 大小的数据。
  • 当收到一个 ACK 确认应答后,cwnd 增加 1,于是一次能够发送 2 个
  • 当收到 2 个的 ACK 确认应答后, cwnd 增加 2,于是就可以比之前多发2 个,所以这一次能够发送 4 个
  • 当这 4 个的 ACK 确认到来的时候,每个确认 cwnd 增加 1, 4 个确认 cwnd 增加 4,于是就可以比之前多发 4 个,所以这一次能够发送 8 个。

可以看出慢启动算法,发包的个数是指数性的增长

那慢启动涨到什么时候是个头呢?

有一个叫慢启动门限 ssthresh (slow start threshold)状态变量。

  • cwnd < ssthresh 时,使用慢启动算法。
  • cwnd >= ssthresh 时,就会使用拥塞避免算法

拥塞避免算法

前面说道,当拥塞窗口 cwnd 超过慢启动门限 ssthresh 就会进入拥塞避免算法。

一般来说 ssthresh 的大小是 65535 字节。

那么进入拥塞避免算法后,它的规则是:每当收到一个 ACK 时,cwnd 增加 1/cwnd。

接上前面的慢启动的栗子,现假定 ssthresh8

  • 当 8 个 ACK 应答确认到来时,每个确认增加 1/8,8 个 ACK 确认 cwnd 一共增加 1,于是这一次能够发送 9 个 MSS 大小的数据,变成了线性增长。

所以,我们可以发现,拥塞避免算法就是将原本慢启动算法的指数增长变成了线性增长,还是增长阶段,但是增长速度缓慢了一些。

就这么一直增长着后,网络就会慢慢进入了拥塞的状况了,于是就会出现丢包现象,这时就需要对丢失的数据包进行重传。

当触发了重传机制,也就进入了拥塞发生算法

拥塞发生

当网络出现拥塞,也就是会发生数据包重传,重传机制主要有两种:

  • 超时重传
  • 快速重传

这两种使用的拥塞发送算法是不同的,接下来分别来说说。

发生超时重传的拥塞发生算法

当发生了超时重传,则就会使用拥塞发生算法。

这个时候,sshresh 和 cwnd 的值会发生变化:

  • ssthresh 设为 cwnd/2
  • cwnd 重置为 1

接着,就重新开始慢启动,慢启动是会突然减少数据流的。这真是一旦超时重传,马上回到解放前。但是这种方式太激进了,反应也很强烈,会造成网络卡顿。

就好像本来在秋名山高速漂移着,突然来个紧急刹车,轮胎受得了吗。。。

发生快速重传的拥塞发生算法

还有更好的方式,前面我们讲过快速重传算法。当接收方发现丢了一个中间包的时候,发送三次前一个包的 ACK,于是发送端就会快速地重传,不必等待超时再重传。

TCP 认为这种情况不严重,因为大部分没丢,只丢了一小部分,则 ssthreshcwnd 变化如下:

  • cwnd = cwnd/2 ,也就是设置为原来的一半;
  • ssthresh = cwnd;
  • 进入快速恢复算法

快速恢复

快速重传和快速恢复算法一般同时使用,快速恢复算法是认为,你还能收到 3 个重复 ACK 说明网络也不那么糟糕,所以没有必要像 RTO 超时那么强烈。

正如前面所说,进入快速恢复之前,cwndssthresh 已被更新了:

  • cwnd = cwnd/2 ,也就是设置为原来的一半;
  • ssthresh = cwnd;

然后,进入快速恢复算法如下:

  • 拥塞窗口 cwnd = ssthresh + 3 ( 3 的意思是确认有 3 个数据包被收到了)
  • 重传丢失的数据包
  • 如果再收到重复的 ACK,那么 cwnd 增加 1
  • 如果收到新数据的 ACK 后,设置 cwnd 为 ssthresh,接着就进入了拥塞避免算法

也就是没有像超时重传一夜回到解放前,而是还在比较高的值,后续呈线性增长。

问题补充

有一个 IP 的服务器监听了一个端口,它的 TCP 的最大连接数是多少?

服务器通常固定在某个本地端口上监听,等待客户端的连接请求。

因此,客户端 IP 和 端口是可变的,其理论值计算公式如下:

对 IPv4,客户端的 IP 数最多为 232 次方,客户端的端口数最多为 216 次方,也就是服务端单机最大 TCP 连接数,约为 248 次方。

当然,服务端最大并发 TCP 连接数远不能达到理论上限。

首先主要是文件描述符限制,Socket 都是文件,所以首先要通过 ulimit 配置文件描述符的数目;

另一个是内存限制,每个 TCP 连接都要占用一定内存,操作系统是有限的。

如果已经建立了连接,但是客户端突然出现故障了怎么办?

TCP 有一个机制是保活机制。这个机制的原理是这样的:

定义一个时间段,在这个时间段内,如果没有任何连接相关的活动,TCP 保活机制会开始作用,每隔一个时间间隔,发送一个探测报文,该探测报文包含的数据非常少,如果连续几个探测报文都没有得到响应,则认为当前的 TCP 连接已经死亡,系统内核将错误信息通知给上层应用程序。

在 Linux 内核可以有对应的参数可以设置保活时间、保活探测的次数、保活探测的时间间隔,以下都为默认值:

net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75  
net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9
  • tcp_keepalive_time=7200:表示保活时间是 7200 秒(2小时),也就 2 小时内如果没有任何连接相关的活动,则会启动保活机制
  • tcp_keepalive_intvl=75:表示每次检测间隔 75 秒;
  • tcp_keepalive_probes=9:表示检测 9 次无响应,认为对方是不可达的,从而中断本次的连接。

也就是说在 Linux 系统中,最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个死亡连接。

这个时间是有点长的,我们也可以根据实际的需求,对以上的保活相关的参数进行设置。

如果开启了 TCP 保活,需要考虑以下几种情况:

第一种,对端程序是正常工作的。当 TCP 保活的探测报文发送给对端, 对端会正常响应,这样 TCP 保活时间会被重置,等待下一个 TCP 保活时间的到来。

第二种,对端程序崩溃并重启。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后,对端是可以响应的,但由于没有该连接的有效信息,会产生一个 RST 报文,这样很快就会发现 TCP 连接已经被重置。

第三种,是对端程序崩溃,或对端由于其他原因导致报文不可达。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后,石沉大海,没有响应,连续几次,达到保活探测次数后,TCP 会报告该 TCP 连接已经死亡

原文参考 \ 原文参考

Licensed under CC BY-NC-SA 4.0
0