网络原理（传输层）-＞TCP协议解-2. TCP的核心机制

时间：2024-10-26 19:20:50

2.1TCP核心机制一：确认应答

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TCP将每个字节的数据都进⾏了编号. 即为序列号.
每⼀个ACK都带有对应的确认序列号， 意思是告诉发送者, 我已经收到了哪些数据; 下⼀次你从哪⾥开始
发。

2.2 TCP核心机制二：超时重传

主机A发送数据给B之后, 可能因为⽹络拥堵等原因, 数据⽆法到达主机B;
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主机A未收到B发来的确认应答, 也可能是因为ACK丢失了;
如图：
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如果主机A在⼀个特定时间间隔内没有收到B发来的确认应答, 就会进⾏重发；
如图：
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标志位ACK解释：
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因此主机B会收到很多重复数据. 那么TCP协议需要能够识别出那些包是重复的包, 并且把重复的丢弃掉.

超时的时间如何确定?
这个时间的⻓短, 随着⽹络环境的不同, 是有差异的，如果超时时间设的太⻓, 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。

TCP为了保证⽆论在任何环境下都能⽐较⾼性能的通信, 因此会动态计算这个最⼤超时时间.

  1. 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
  2. 超时时间都是500ms的整数倍.
  3. 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.
  4. 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.
  5. 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.

2.3 TCP核心机制三：连接管理

在正常情况下, TCP要经过三次握⼿建⽴连接, 四次挥⼿断开连接.

三次握⼿建⽴连接
SYN标志位的解释：
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四次挥手断开连接在这里插入图片描述
FIN标志位的解释：

表示数据已经发送完毕，可以释放连接。

3次握手4挥手的4个状态：
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最后一手防丢包：
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对于四次挥手：
ACK是操作系统内核实现的，但是FIN的触发是通过应用程序调用close实现的。

对于三次握手中的SYN+ACK是在操作系统内核负责的，时机是在收到SYN后和并发送。

TCP三次握手的原因：

1. 投石问路，验证通信链路是否通畅
2. 验证双方发送和接收能力是否正常。
3. 传递信息，比如说，TCP连接中的起始序号。

图片总结：
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2.4 TCP核心机制四：滑动窗口

刚才我们讨论了确认应答策略, 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⻓的时候.

既然这样⼀发⼀收的⽅式性能较低, 那么我们⼀次发送多条数据, 就可以⼤⼤的提⾼性能(其实是将多个
段的等待时间重叠在⼀起了)

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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. 比如上面图片的窗⼝⼤⼩就是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。

2.5TCP核心机制五：快速重传

两种情况：
情况一: 数据包就直接丢了
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解释：
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;

情况二：数据包已经抵达, ACK被丢了

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这种情况下, 部分ACK丢了并不要紧, 因为可以通过后续的ACK进⾏确认;

2.6 TCP核心机制六：流量控制

根据接送端的接收能力，反向制约发送端的发送速度。

接收端处理数据的速度是有限的. 如果发送端发的太快, 导致接收端的缓冲区被打满, 这个时候如果发送端继续发送, 就会造成丢包, 继⽽引起丢包重传等等⼀系列连锁反应.

因此TCP⽀持根据接收端的处理能⼒, 来决定发送端的发送速度. 这个机制就叫做流量控制。

  1. 接收端将⾃⼰可以接收的缓冲区⼤⼩放⼊ TCP ⾸部中的 “16位窗⼝⼤⼩” 字段, 通过ACK端通知发送端;

发送的窗口大小 = 窗口大小 << 窗口扩展因子

  1. 窗⼝⼤⼩字段越⼤, 说明⽹络的吞吐量越⾼;
  2. 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;
  3. 发送端接受到这个窗⼝之后, 就会减慢⾃⼰的发送速度;
  4. 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.

如图：
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2.7 TCP核心机制七：拥塞控制

虽然TCP有了滑动窗⼝这个⼤杀器, 能够⾼效可靠的发送⼤量的数据. 但是如果在刚开始阶段就发送⼤量的数据, 仍然可能引发问题。

因为⽹络上有很多的计算机, 可能当前的⽹络状态就已经⽐较拥堵. 在不清楚当前⽹络状态下, 贸然发送⼤量的数据, 是很有可能引起雪上加霜的.
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所以：数据的传输由流量控制和拥塞控制两个因素共同制约，取两个的较小值作为实际的发送速度。

TCP引⼊ 慢启动 机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的⽹络拥堵状态, 再决定按照多⼤的速度传数据;

如图：
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这样的拥塞窗⼝增⻓速度, 是指数级别的. “慢启动” 只是指初使时慢, 但是增⻓速度⾮常快.

为了不增⻓的那么快, 因此不能使拥塞窗⼝单纯的加倍.此处引⼊⼀个叫做慢启动的阈值当拥塞窗⼝超过这个阈值的时候, 不再按照指数⽅式增⻓, ⽽是按照线性⽅式增⻓
当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗⼝最⼤值;

在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的⼀半, 同时拥塞窗⼝置回1;
少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传; ⼤量的丢包, 我们就认为⽹络拥塞;
当TCP通信开始后, ⽹络吞吐量会逐渐上升; 随着⽹络发⽣拥堵, 吞吐量会⽴刻下降;

直观图片：
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解释：
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2.8 TCP核心机制八：延迟应答

提升效率的机制：延迟应答
如果接收数据的主机⽴刻返回ACK应答, 这时候返回的窗⼝可能⽐较⼩.

  1. 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;
  2. 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;
  3. 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;
  4. 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;
    ⼀定要记得, 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;数据包数量较多的情况
时间限制: 超过最⼤延迟时间就应答⼀次;

2.9 TCP核心机制九：捎带应答

在延迟应答的基础上, 我们发现, 很多情况下, 客⼾端服务器在应⽤层也是 “⼀发⼀收” 的. 意味着客⼾端给服务器说了 “How are you”, 服务器也会给客⼾端回⼀个 “Fine, thank you”;

那么这个时候ACK就可以搭顺⻛⻋, 和服务器回应的 “Fine, thank you” ⼀起回给客⼾端。

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提升数据传输的效率。

2.10 TCP核心机制十：⾯向字节流

创建⼀个TCP的socket, 同时在内核中创建⼀个 发送缓冲区 和⼀个 接收缓冲区;

  1. 调⽤write时, 数据会先写⼊发送缓冲区中;
  2. 如果发送的字节数太⻓, 会被拆分成多个TCP的数据包发出;
  3. 如果发送的字节数太短, 就会先在缓冲区⾥等待, 等到缓冲区⻓度差不多了, 或者其他合适的时机发送出去;
  4. 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;
  5. 然后应⽤程序可以调⽤read从接收缓冲区拿数据;
  6. 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.

由于缓冲区的存在, TCP程序的读和写不需要⼀⼀匹配

1. 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;
2. 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;

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 “报⽂⻓度” 这样的字段, 但是有⼀个序号这样的字段.

  1. 站在传输层的⻆度, TCP是⼀个⼀个报⽂过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中.
  2. 站在应⽤层的⻆度, 看到的只是⼀串连续的字节数据.
  3. 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;

对于不定长的包：
方案一：对于变⻓的包, 可以在包头的位置, 约定⼀个包总⻓度的字段, 从⽽就知道了包的结束位置;
方案二： 对于变⻓的包, 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);

对于UDP协议来说, 是否也存在 “粘包问题” 呢?

  1. 对于UDP, 如果还没有上层交付数据, UDP的报⽂⻓度仍然在. 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.
  2. 站在应⽤层的站在应⽤层的⻆度, 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.

2.11 异常情况

1. 进程终⽌: 进程终⽌会释放⽂件描述符, 仍然可以发送FIN. 和正常关闭没有什么区别.

2. 机器重启: 和进程终⽌的情况相同.

3. 机器掉电/⽹线断开: 接收端认为连接还在, ⼀旦接收端有写⼊操作, 接收端发现连接已经不在了, 就会进⾏reset. 即使没有写⼊操作, TCP⾃⼰也内置了⼀个保活定时器（心跳包 也可以称为探测包）, 会定期询问对⽅是否还在. 如果对⽅不在, 也会把连接释放.

另外, 应⽤层的某些协议, 也有⼀些这样的检测机制. 例如HTTP⻓连接中, 也会定期检测对⽅的状态. 例
如QQ, 在QQ断线之后, 也会定期尝试重新连接.

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