一、TCP的可靠性
TCP向应用层提供与UDP完全不同的服务。它提供一种面向连接的、可靠的字节流服务。
TCP通过下列方式来提供可靠性:
- 应用程序被分割成TCP认为最适合发送的数据块,这和UDP完全不同,应用程序产生的数据报UDP不做处理。由TCP传递给IP的信息单位称为报文段。
- 当TCP发出一个段后,它启动一个定时器,等待目的端确认收到这个报文段。如果不能及时收到一个确认,将重发这个报文段。(超时重传)
- 当TCP收到发自TCP连接的另一端数据时,它将发送一个确认。这个确认不是立即发送,通常将推迟几分之一秒
- TCP将保持它首部和数据的检验和
- 既然TCP报文段作为IP数据报来传输,而IP数据报的到达可能会失序,因此TCP报文段的到达也可能会失序。如果必要,TCP将对收到的数据进行重新序,将收到的数据以正确的顺序交给应用层。
- TCP还能提供流量控制。TCP连接的每一方都有固定大小的缓冲空间。TCP的接收端只允许另一端发送接收端缓冲区所能接纳的数据。这将防止较快主机致使较慢主机的缓冲区溢出。
二、TCP的首部
TCP数据被封装在一个ip数据报中 TCP封装.JPGtcp包首部.JPG
报文头各个部分说明:
-
源端口号和目的端口号
分别占用16位,表示源端口号和目的端口号;用于区别主机中的不同进程, 而IP地址是用来区分不同的主机的,源端口号和目的端口号配合上IP首部中的源IP地址和目的IP地址就能唯一 的确定一个TCP连接 -
32位序号(Sequence Number)
用来标识从TCP发端向TCP收端发送的数据字节流,它表示在这个报文段中的的第一个数据字节在数据流中的序号;主要用来解决网络报乱序的问题; -
32位确认序号(Acknowledgment Number)
32位确认序列号包含发送确认的一端所期望收到的下一个序号,因此,确认序号应 当是上次已成功收到数据字节序号加1。不过,只有当标志位中的ACK标志(下面介绍)为1时该确认序列号的字 段才有效。主要用来解决不丢包的问题; -
TCP Flags 标志位
TCP首部中有6个标志比特,它们中的多个可同时被设置为1,主要是用于操控TCP的状态机的,依次 为URG,ACK,PSH,RST,SYN,FIN。每个标志位的意思如下:-
URG
当URG=1,表明紧急指针字段有效。告诉系统此报文段中有紧急数据; -
ACK
仅当ACK=1时,确认号字段才有效。TCP规定,在连接建立后所有报文的传输都必须把ACK置1; -
PSH
这个标志位表示Push操作。所谓Push操作就是指在数据包到达接收端以后,立即传送给应用程序,而不是在缓冲区中排队;一端的应用进程希望在键入一个命令后立即就能收到对方的响应 -
RST
当RST=1,表明TCP连接中出现严重差错,必须释放连接,然后再重新建立连接; -
SYN
在连接建立时用来同步序号。当SYN=1,ACK=0,表明是连接请求报文,若同意连接,则响应报文中应该使SYN=1,ACK=1; -
FIN
表示发送端已经达到数据末尾,也就是说双方的数据传送完成,没有数据可以传送了,发送FIN标志 位的TCP数据包后,连接将被断开。这个标志的数据包也经常被用于进行端口扫描。
-
URG
- 窗口
指的是通知接收方,发送本报文你需要有多大的空间来接受; - 校验和
校验首部和数据这两部分;
三、TCP的三次握手和四次挥手
握手和挥手时均是客户端率先发出请求
-
三次握手
最开始的时候客户端和服务器均处于关闭状态。主动打开的连接为客户端,被动打开的连接为服务器。
- TCP客户进程创建传输控制块TCB(TCP Block),然后向服务器发送连接请求报文。这时报文首部中的同部位SYN=1,同时选择一个初始序列号seq=x,此时客户端进入SYN-SENT(同步已发送)状态。TCP规定,SYN(SYN=1时)报文段不能携带数据,但需要消耗掉一个序号
- TCP服务器收到请求报文后,如果同意连接,则发出确认报文。确认报文中ACK=1,SYN=1,确认号是ack=x+1,同时自己也要初始化一个序列号seq=y。此时,TCP服务器进程进入了SYN-RCVD(同步收到)状态。这个报文也不能携带数据,但是同样要消耗一个序号。
- TCP客户进程收到确认后,还要向服务器给出确认。确认报文的ACK=1,ack=y+1,自己的序列号seq=x+1,此时,TCP连接建立,客户端进入ESTABLISHED(已建立连接)状态。TCP规定,ACK报文段可以携带数据,但是如果不携带数据则不消耗序号。
双方分别同步各自的序列号 x y
三次握手.png
为什么TCP客户端最后还要发送一次确认?
一句话,主要防止已经失效的连接请求报文突然又传送到了服务器,从而产生错误。
如果使用的是两次握手建立连接,假设有这样一种场景,客户端发送了第一个请求连接并且没有丢失,只是因为在网络结点中滞留的时间太长了,由于TCP的客户端迟迟没有收到确认报文,以为服务器没有收到,此时重新向服务器发送这条报文,此后客户端和服务器经过两次握手完成连接,传输数据,然后关闭连接。此时此前滞留的那一次请求连接,网络通畅了到达了服务器,这个报文本该是失效的,但是,两次握手的机制将会让客户端和服务器再次建立连接,这将导致不必要的错误和资源的浪费。
如果采用的是三次握手,就算是那一次失效的报文传送过来了,服务端接受到了那条失效报文并且回复了确认报文,但是客户端不会再次发出确认。由于服务器收不到确认,就知道客户端并没有请求连接。
- 四次挥手
- 客户端进程发出连接释放报文,并且停止发送数据。释放数据报文首部,FIN=1,其序列号为seq=u(等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1),此时,客户端进入FIN-WAIT-1(终止等待1)状态。 TCP规定,FIN报文段即使不携带数据,也要消耗一个序号。
- 服务器收到连接释放报文,发出确认报文,ACK=1,ack=u+1,并且带上自己的序列号seq=v,此时,服务端就进入了CLOSE-WAIT(关闭等待)状态。TCP服务器通知高层的应用进程,客户端向服务器的方向就释放了,这时候处于半关闭状态,即客户端已经没有数据要发送了,但是服务器若发送数据,客户端依然要接受。这个状态还要持续一段时间,也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。
- 客户端收到服务器的确认请求后,此时,客户端就进入FIN-WAIT-2(终止等待2)状态,等待服务器发送连接释放报文(在这之前还需要接受服务器发送的最后的数据)。
- 服务器将最后的数据发送完毕后,就向客户端发送连接释放报文,FIN=1,ack=u+1,由于在半关闭状态,服务器很可能又发送了一些数据,假定此时的序列号为seq=w,此时,服务器就进入了LAST-ACK(最后确认)状态,等待客户端的确认。
- 客户端收到服务器的连接释放报文后,必须发出确认,ACK=1,ack=w+1,而自己的序列号是seq=u+1,此时,客户端就进入了TIME-WAIT(时间等待)状态。注意此时TCP连接还没有释放,必须经过2∗∗MSL(最长报文段寿命)的时间后,当客户端撤销相应的TCB后,才进入CLOSED状态。
- 服务器只要收到了客户端发出的确认,立即进入CLOSED状态。同样,撤销TCB后,就结束了这次的TCP连接。可以看到,服务器结束TCP连接的时间要比客户端早一些。
四次挥手.png
为什么客户端最后还要等待2MSL?
MSL(Maximum Segment Lifetime),TCP允许不同的实现可以设置不同的MSL值。
第一,保证客户端发送的最后一个ACK报文能够到达服务器,因为这个ACK报文可能丢失,站在服务器的角度看来,我已经发送了FIN+ACK报文请求断开了,客户端还没有给我回应,应该是我发送的请求断开报文它没有收到,于是服务器又会重新发送一次,而客户端就能在这个2MSL时间段内收到这个重传的报文,接着给出回应报文,并且会重启2MSL计时器。
第二,防止类似与“三次握手”中提到了的“已经失效的连接请求报文段”出现在本连接中。客户端发送完最后一个确认报文后,在这个2MSL时间中,就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样新的连接中不会出现旧连接的请求报文。
为什么建立连接是三次握手,关闭连接确是四次挥手呢?
建立连接的时候, 服务器在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,服务器收到对方的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,而自己也未必全部数据都发送给对方了,所以己方可以立即关闭,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,从而导致多了一次。
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还设有一个保活计时器,显然,客户端如果出现故障,服务器不能一直等下去,白白浪费资源。服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位这个计时器,时间通常是设置为2小时,若两小时还没有收到客户端的任何数据,服务器就会发送一个探测报文段,以后每隔75分钟发送一次。若一连发送10个探测报文仍然没反应,服务器就认为客户端出了故障,接着就关闭连接。
四、超时重传
TCP提供可靠的传输层。它使用的方法就是确认从另一端收到的数据。但数据和确认都有可能会丢失。TCP通过在发送时设置一个定时器来解决这个问题。如果当定时器溢出时还没收到数据,则进行重传。
对于每个连接,TCP管理4个不同的定时器:
- 重传定时器使用于当希望收到另一端的确认。
- 坚持(persist)定时器使窗口大小信息保持不断流动,即使另一端关闭了其接收窗口。
- 保活( keepalive)定时器可检测到一个空闲连接的另一端何时崩溃或重启。
- 2MSL定时器测量一个连接处于TIME_WATE状态的时间,断开连接时使用。
重传机制在实现数据可靠传输功能的同时,也引起了相应的性能问题:何时进行数据重传?如何保证较高的传输效率?
重传时间过短:在网络因为拥塞引起丢包时,频繁的重传会进一步加剧网络拥塞,引起丢包,恶化网络传输性能。
重传时间过长:接收方长时间无法完成数据接收,引起长时间占用连接线路造成资源损耗、传输效率较低等问题。
针对上述问题,TCP中设计了超时重传机制。该机制规定当发送方A向B发送数据包P1时,开启一个时长为RTO(Retransmission Timeout)的重传定时器,如果A在RTO内未收到B对P1的确认报文,则认为P1在网络中丢失,此时重新发送P1。由此,引出RTO大小的设定问题。
对RTO大小的设定,由于的传输特性不同将导致发送与接收方完成一次数据传输(发送与应答)的时间不同(例:通常有线网络的传输速率远高于无线网络),因此固定大小的RTO无法满足不同环境下的传输需求,由此TCP采用针对具体传输环境动态测量的方式来确定当前时刻的RTO.
针对上述问题TCP中引入RTT(Round Trip Time),其中RTT为一个数据包从发出去到收到对该包确认的时间差,并根据RTT计算RTO.
五、Nagle算法
这里不对nagle算法做详细的讲解,只讨论它的作用和意义
TCP/IP协议中,无论发送多少数据,总是要在数据前面加上协议头,同时,对方接收到数据,也需要发送ACK表示确认。为了尽可能的利用网络带宽,TCP总是希望尽可能的发送足够大的数据。(一个连接会设置MSS参数,因此,TCP/IP希望每次都能够以MSS尺寸的数据块来发送数据)。Nagle算法就是为了尽可能发送大块数据,避免网络中充斥着许多小数据块。(减少大量小包的发送)
Nagle算法的基本定义是任意时刻,最多只能有一个未被确认的小段。所谓“小段”,指的是小于MSS尺寸的数据块,所谓“未被确认”,是指一个数据块发送出去后,没有收到对方发送的ACK确认该数据已收到。
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