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TCP/IP 教程 | TCP 篇

Posted by Aiden on September 10, 2019

协议

特性

  • 应用数据被分割成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长度将保持不变。由TCP传递给IP的信息单位称为报文段或段（segment）。
  • 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。
  • 当TCP收到发自TCP连接另一端的数据，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。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错，TCP将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段（希望发端超时并重发）。
  • 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排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。
  • 既然IP数据报会发生重复，TCP的接收端必须丢弃重复的数据。
  • 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。

TCP 首部

image.png

字段 解释
源端和目的端的端口号 用于寻找发端和收端应用进程。这两个值加上IP首部中的源端IP地址和目的端IP地址唯一确定一个TCP连接。
序号 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。如果将字节流看作在两个应用程序间的单向流动，则TCP用序号对每个字节进行计数。序号是32 bit的无符号数，序号到达232－1后又从0开始。
确认序号 确认序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。只有ACK标志为1时确认序号字段才有效。
窗口大小 提供流量控制. 窗口大小为字节数，起始于确认序号字段指明的值，这个值是接收端正期望接收的字节。窗口大小是一个16 bit字段，因而窗口大小最大为65535字节。
检验和 覆盖了整个的TCP报文段：TCP首部和TCP数据。
紧急指针 只有当URG标志置1时紧急指针才有效。紧急指针是一个正的偏移量，和序号字段中的值相加表示紧急数据最后一个字节的序号。TCP的紧急方式是发送端向另一端发送紧急数据的一种方式。

标志位

image.png

tcp 交互基本

建立链接

ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [S], cksum 0x8a9f (correct), seq 2513622578, win 26883, options [mss 8961,nop,nop,sackOK,nop,wscale 9], length 0
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130: Flags [S.], cksum 0x7c33 (incorrect -> 0xe811), seq 3380664571, ack 2513622579, win 26883, options [mss 8961,nop,nop,sackOK,nop,wscale 9], length 0
ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [.], cksum 0xaf01 (correct), seq 1, ack 1, win 53, length 0

这是一个实际的建立链接的包信息， 链接的建立需要三次对话，也就是我们俗称的三次握手。

image.png

客户端首先发起链接请求， 置 SYN 标志为1， 设置一个随机的序号， 并通告自己的 mss(最长报文信息)。

服务端收到这个 SYN 的信息之后，确认是建立链接的报文请求， 然后设置SYN, ACK 标志， 序列号设置一个随机数， 确认序列号设置为对方序列号加一，表示确定收到对方报文，并通告自己的mss.

讲过这两次对话， 双方基本信息已经确认。

接下来客户端发送ACK 标志的报文， 设置自己的 序列号为1, 确认序列号为1, 表示要开始发送正式的数据流信息， 并告知服务器下个包从序列号为1开始。

完成双方同步信息。

通信过程

ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], cksum 0x1d15 (correct), seq 1:13, ack 1, win 53, length 12
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130: Flags [.], cksum 0x7c27 (incorrect -> 0xaef5), seq 1, ack 13, win 53, length 0
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130: Flags [P.], cksum 0x7c33 (incorrect -> 0x1d09), seq 1:13, ack 13, win 53, length 12
ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [.], cksum 0xaee9 (correct), seq 13, ack 13, win 53, length 0
ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], cksum 0x124f (correct), seq 13:2061, ack 13, win 53, length 2048
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130: Flags [P.], cksum 0x8427 (incorrect -> 0x0a47), seq 13:2061, ack 2061, win 61, length 2048
ip-172-31-8-39.ec2.internal.22130 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], cksum 0xe71f (correct), seq 2061:4109, ack 2061, win 61, length 2048

我们在 ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink 上面开发了一个简单的 echo 服务， 发送了两条数据， 看下现在的情况。

首先 ip-172-31-8-39.ec2.internal 向 ip-172-31-27-167.ec2.internal 发送了长度为12字节的数据， 因为刚建立链接， 所以序列号为1. 然后 ip-172-31-27-167.ec2.internal 接受到数据包之后， 更新确认号为包的序列号+长度， 然后范围ack包。 下一步 ip-172-31-27-167.ec2.internal 将长度为12的包重新返回给客户端, 序列号为1长度为12 ip-172-31-8-39.ec2.internal 接收到包时设置 ack 为13，将确认包返回回去，告知已经接受到。

。。。

从上面的报文中我们发现,当完成链路的建立之后， 数据包中一直设置有ack标签，用来告知对端下一个要发送的包的序号。

链接终止

ip-172-31-8-39.ec2.internal.27392 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [F.], cksum 0x4843 (correct), seq 1, ack 1, win 53, length 0
1567680405.068498 IP (tos 0x0, ttl 64, id 16579, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.27392: Flags [.], cksum 0x7c27 (incorrect -> 0x4843), seq 1, ack 2, win 53, length 0
1567680410.065148 IP (tos 0x0, ttl 64, id 16580, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.27392: Flags [F.], cksum 0x7c27 (incorrect -> 0x4842), seq 1, ack 2, win 53, length 0
1567680410.066504 IP (tos 0x0, ttl 255, id 2092, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
ip-172-31-8-39.ec2.internal.27392 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [.], cksum 0x4842 (correct), seq 2, ack 2, win 53, length 0

当一端发起 close 请求时，就触发了终止流程， 因为 tcp 支持半关闭状态，即支持在一段要求关闭后，另一端仍然可以发送数据过来处理。

所以就需要四步来完成终止过程，我们称为链接终止。

image.png

值得注意的是:

对于 FIN 的包， 虽然长度为0， 但是 确认包的确认序列号为对方序列号+1.

我们看一个半关闭的例子

ip-172-31-8-39.ec2.internal.15301 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [F.], cksum 0x01c1 (correct), seq 1, ack 1, win 53, length 0
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.15301: Flags [.], cksum 0x7c27 (incorrect -> 0x01c1), seq 1, ack 2, win 53, length 0
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.15301: Flags [P.], cksum 0x7c2b (incorrect -> 0x3cd6), seq 1:5, ack 2, win 53, length 4
ip-172-31-8-39.ec2.internal.15301 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [.], cksum 0x01bd (correct), seq 2, ack 5, win 53, length 0
ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.15301: Flags [F.], cksum 0x7c27 (incorrect -> 0x01bc), seq 5, ack 2, win 53, length 0
ip-172-31-8-39.ec2.internal.15301 > ip-172-31-27-167.ec2.internal.jamlink: Flags [.], cksum 0x01bc (correct), seq 2, ack 6, win 53, length 0

状态转换

image.png

从LISTEN到SYN_SENT的变迁是正确的，但伯克利版的TCP软件并不支持它。

只有当SYN_RCVD状态是从LISTEN状态（正常情况）进入，而不是从SYN_SENT状态（同时打开）进入时，从SYN_RCVD回到LISTEN的状态变迁才是有效的。这意味着如果我们执行被动关闭（进入LISTEN），收到一个SYN，发送一个带ACK的SYN（进入SYN_RCVD），然后收到一个RST，而不是一个ACK，便又回到LISTEN状态并等待另一个连接请求的到来。

最常用的状态演变为

image.png

TIME_WAIT

TIME_WAIT状态也称为2MSL等待状态。每个具体TCP实现必须选择一个报文段最大生存时间MSL（Maximum Segment Lifetime）。它是任何报文段被丢弃前在网络内的最长时间。

RFC 793 [Postel 1981c]指出MSL为2分钟。然而，实现中的常用值是30秒，1分钟，或2分钟。

对一个具体实现所给定的MSL值，处理的原则是：当TCP执行一个主动关闭，并发回最后一个ACK，该连接必须在TIME_WAIT状态停留的时间为2倍的MSL。 这样可让TCP再次发送最后的ACK以防这个ACK丢失（另一端超时并重发最后的FIN）。

尽管许多具体的实现中允许一个进程重新使用仍处于2MSL等待的端口（通常是设置选项SO_REUSEADDR），但TCP不能允许一个新的连接建立在相同的socket上。

TCP 特性

超时与重传

TCP提供可靠的运输层。 它的实现方式之一就是确认从另一端收到的数据, 我们从上面的报文中例子中也可以看到， 对应每一个报文都有一个ack标志. 确认序号为下次对方发送报文的序列号。

对于一个确认序号为 n+1 的报文，它用来告诉主机，对方已经收到了前 n 字节的数据。

image.png

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种问题。如果当定时器溢出时还没有收到确认，它就重传该数据。

对任何实现而言，关键之处就在于超时和重传的策略，即怎样决定超时间隔和如何确定重传的频率。

一个超时重传的例子

image.png

从第6行我们可以看到, bsdi 主机发送了一个报文没有得到确认， 往后总共重传了12次。

现在检查连续重传之间不同的时间差，它们取整后分别为1、3、6、12、24、48和多个64秒。这个倍乘的等待关系被称为“指数退避(exponential backoff)”。

往返时间测量 RTT

解决的问题:

  • 设长了，重发就慢，丢了老半天才重发，没有效率，性能差；
  • 设短了，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。

TCP超时与重传中最重要的部分就是对一个给定连接的往返时间（RTT）的测量。由于路由器和网络流量均会变化，因此我们认为这个时间可能经常会发生变化，TCP应该跟踪这些变化并相应地改变其超时时间。

这里的A是被平滑的RTT（均值的估计器），而D则是被平滑的均值偏差. Err 是刚得到的测量结果与当前的RTT估计器之差。

A和D均被用于计算下一个重传时间（RTO）。

增量g起平均作用，取为1/8（0.125）。偏差的增益是h，取值为0.25。

当RTT变化时，较大的偏差增益将使RTO快速上升。

当定时器超时后还没有收到已发送报文的ack时候，将会重传改数据

image.png

延时确认

通常TCP在接收到数据时并不立即发送ACK

相反，它推迟发送，以便将ACK与需要沿该方向发送的数据一起发送（有时称这种现象为数据捎带ACK）。

绝大多数实现采用的时延为200 ms，也就是说，TCP将以最大200 ms的时延等待是否有数据一起发送。

滑动窗口

为了能够控制数据的发送速度，还有当数据发送超时时对数据做出重传的动作。

窗口大小单位为字节数， 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。

发送方也参照发送窗口维护已经发送成功但是未被ack的数据，用来支持数据的丢失重传。

  • 发送窗口

image.png

发送窗口由接收方提供的窗口大小定义，

  • 接收窗口

image.png

每一次报文发送时， 发送服务会将自己的接收窗口发送告知给数据接收方， 用来限制对方下次发送报文的大小， 依次来进行流量控制。

零窗口事件

当数据处理赶不上数据发送时， 就会触发零窗口事件。当出口大小变为0时，此时发送方将不再发送数据到接收方。

解决这个问题，TCP使用了Zero Window Probe技术，缩写为ZWP，也就是说，发送端在窗口变成0后，会发ZWP的包给接收方，让接收方来ack他的Window尺寸。

08:50:47.474779 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], seq 1:12, ack 1, win 1500, length 11
08:50:47.474783 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 12, win 1489, length 0
08:50:59.171532 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], seq 12:38, ack 1, win 1500, length 26
08:50:59.171537 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 38, win 1463, length 0
08:51:11.220630 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], seq 38:431, ack 1, win 1500, length 393
08:51:11.220642 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 431, win 1070, length 0
08:51:21.162774 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], seq 431:824, ack 1, win 1500, length 393
08:51:21.162790 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 824, win 677, length 0
08:51:26.099710 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], seq 824:1217, ack 1, win 1500, length 393
08:51:26.099722 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1217, win 284, length 0
08:51:32.644612 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [P.], seq 1217:1501, ack 1, win 1500, length 284
08:51:32.644618 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:51:32.848615 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:32.848622 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:51:33.256576 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:34.072608 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:34.072614 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:51:35.708557 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:35.708563 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:51:38.984569 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:38.984577 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:51:45.528586 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:45.528598 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:51:58.616585 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:51:58.616590 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:52:24.760630 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:52:24.760638 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0
08:53:17.112668 IP ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266 > ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink: Flags [.], ack 1, win 1500, length 0
08:53:17.112675 IP ip-172-31-40-158.ec2.internal.jamlink > ip-172-31-8-39.ec2.internal.44266: Flags [.], ack 1501, win 0, length 0

注意 :

只要有等待的地方都可能出现DDoS攻击，Zero Window也不例外，一些攻击者会在和HTTP建好链发完GET请求后，就把Window设置为0，然后服务端就只能等待进行ZWP，于是攻击者会并发大量的这样的请求，把服务器端的资源耗尽。

拥塞处理

虽然发送方与接收方使用了窗口来进行流量控制，但是无法控制网络传输的问题，如果网络上的延时突然增加，那么，TCP对这个事做出的应对只有重传数据，但是，重传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，于是，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大。试想一下，如果一个网络内有成千上万的TCP连接都这么行事，那么马上就会形成“网络风暴”，TCP这个协议就会拖垮整个网络。

对此TCP的设计理念是：TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲。就像交通阻塞一样，每个车都应该把路让出来，而不要再去抢路了。

拥塞控制主要是四个算法：1）慢启动，2）拥塞避免，3）拥塞发生，4）快速恢复。

image.png

慢启动

慢启动为发送方的TCP增加了另一个窗口：拥塞窗口(congestion window)，记为cwnd。cwnd 的值为在收到对方ack时， 发送方最大能连续发送的报文段数量。

慢启动的算法如下(cwnd全称Congestion Window)：

  1. 连接建好的开始先初始化 $cwnd=1$，表明可以传一个MSS大小的数据。
  2. 每当收到一个ACK，$cwnd++$; 呈线性上升
  3. 每当过了一个RTT，$cwnd = cwnd*2$; 呈指数让升
  4. 还有一个 ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当 $cwnd >= ssthresh$ 时，就会进入“拥塞避免算法”（后面会说这个算法）
1. 最开始cwnd=1，发送方只发送一个mss大小的数据包，在一个rtt后，会收到一个ack，cwnd加一，cwnd=2
2.此时cwnd=2，则发送方要发送两个mss大小的数据包，发送方会收到两个ack，则cwnd会进行两次加一的操作，则也就是cwnd+2，则cwnd=4，也就是cwnd = cwnd * 2
3.此时cwnd=4，则发送方要发送四个mss大小的数据包，发送方会收到四个ack，则cwnd会加4，则 cwnd = 8，也就是cwnd = cwnd * 2.
拥塞避免算法

从慢启动可以看到，cwnd可以比较快的增长，但是不能一直无限增长，需要某个限制，TCP使用了 ssthresh 的变量，当cwnd超过这个值后，慢启动过程结束，进入拥塞避免阶段。 拥塞避免的主要思想是让cwnd的值线性增加，此时当窗口中所有的报文段都被确认是，cwnd的大小才加1. cwnd的值随着RTT线性增加，这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加到网络的最佳值。

如下算法：

  1. 收到一个ACK时: $cwnd = cwnd + 1/cwnd$
  2. 当每过一个RTT时: $cwnd = cwnd + 1$
拥塞发生

当网络中出现拥塞状况时， 会出现丢包的现象， 会有两种情况：

等到RTO超时，重传数据包。TCP认为这种情况太糟糕，反应也很强烈。

  1. $sshthresh=cwnd /2$
  2. $cwnd=1$
  3. 进入慢启动过程

Fast Retransmit算法，也就是在收到3个duplicate ACK时就开启重传，而不用等到RTO超时。

  • TCP Tahoe 的实现和RTO超时一样。
  • TCP Reno的实现是
    1. $cwnd = cwnd/2$
    2. $sshthresh=cwnd$
    3. 进入快速恢复算法——Fast Recovery
快速恢复算法

当sender这边收到了3个Duplicated Acks，进入Fast Retransimit模式，开发重传重复Acks指示的那个包。如果只有这一个包丢了，那么，重传这个包后回来的Ack会把整个已经被sender传输出去的数据ack回来。如果没有的话，说明有多个包丢了。我们叫这个ACK为Partial ACK。

一旦Sender这边发现了Partial ACK出现，那么，sender就可以推理出来有多个包被丢了，于是乎继续重传sliding window里未被ack的第一个包。直到再也收不到了Partial Ack，才真正结束Fast Recovery这个过程

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