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

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：
  1. 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；
  2. 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；
  3. 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
  4. 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；
  5. 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；
  6. 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。
• 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。

1. 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
2. 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。
3. 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 。最大报文段长度在第三次握手时协商出
   
   
   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。
三次握手后确定了滑动窗口大小window size以及MSS为TCP最大分段大小，MSS=MTU-TCP首部-IP首部，window size一般都大于MTU

• 四次挥手

1. 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。
2. 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。
3. 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）。
4. 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。
5. 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2MSL（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。
6. 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。
   
   
   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ack确认，则进行重传。

对于每个连接，TCP管理4个不同的定时器：

1. 重传定时器使用于当希望收到另一端的确认。
2. 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。
3. 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。
4. 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。

六、Tcp粘包问题

首先我们要知道，数据在进行网络传输时，是从顶层协议开始对数据添加报头的。
什么时候会出现TCP粘包？

1. 如果利用tcp每次发送数据，就与对方建立连接，然后双方发送完一段数据后，就关闭连接，这样就不会出现粘包问题（因为只有一种包结构,类似于http协议）。关闭连接主要要双方都发送close连接（参考tcp关闭协议）。如：A需要发送一段字符串给B，那么A与B建立连接，然后发送双方都默认好的协议字符如"hello give me sth abour yourself"，然后B收到报文后，就将缓冲区数据接收,然后关闭连接，这样粘包问题不用考虑到，因为大家都知道是发送一段字符。
2. 如果发送数据无结构，如文件传输，这样发送方只管发送，接收方只管接收存储就ok，也不用考虑粘包
3. 如果双方建立连接，需要在连接后一段时间内发送不同结构数据，如连接后，有好几种结构：
   1)"hello give me sth abour yourself"
   2)"Don't give me sth abour yourself"
   那这样的话，如果发送方连续发送这个两个包出去，接收方一次接收可能会是"hello give me sth abour yourselfDon't give me sth abour yourself" 这样接收方就傻了，到底是要干嘛？不知道，因为协议没有规定这么诡异的字符串，所以要处理把它分包，怎么分也需要双方组织一个比较好的包结构，所以一般可能会在头加一个数据长度之类的包，以确保接收。

粘包出现的原因

• 发送端需要等缓冲区满才发送出去，造成粘包
• 接收方不及时处理缓冲区的包，造成多个包接收

接收端需要对粘包的数据进行拆包处理，在包的前面添加包头(或者在包的尾部添加)，我们称之为封包。这样可以有效的将叠加数据区分开来

七、滑动窗口法

滑动窗口实现了TCP流量控制。网络传输中会有这样一种情况，接收端的缓存数据要发送给应用层，而如果发送端的发送速率过快则会导致接收端的缓存溢出。
接收端和发送端分别维护一个发送窗口和一个接收窗口。各自的接收窗口大小取决于应用、系统、硬件的限制

窗口的概念

• 发送方的缓存数据可以分为四类：

1. 已发送，已收到ACK
2. 已发送，未收到ACK
3. 未发送，但允许发送
4. 未发送，但不允许发送

• 接收方的缓存数据分为3类：

1. 已接收
2. 未接收，但准备接收
3. 未接收而且不准备接收

滑动机制

1. 发送窗口只有收到发送窗口内字节的ACK确认(下一个期望的序列号)，才会移动发送窗口的左边界
2. 接收窗口只有在前面所有的帧都确认的情况下才会移动左边界。当在前面还有帧未接收但收到后面帧的情况下，窗口不会移动，并不会对后续字节确认(这里判断帧的顺序用的是序列号)
3. 确定了window size，表示一次最多发送多少字节

八、拥塞控制

网络中的链路容量和交换结点中的缓存和处理机都有着工作的极限，当网络的需求超过它们的工作极限时，就出现了拥塞。拥塞控制就是防止过多的数据注入到网络中，这样可以使网络中的路由器或链路不致过载。常用的方法就是：

1. 慢开始、拥塞控制
2. 快重传、快恢复

• 慢开始和拥塞控制的步骤

1. 发送方维持一个叫做“拥塞窗口”的变量，该变量和接收端口共同决定了发送者的发送窗口(发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口，另外考虑到接受方的接收能力，发送窗口可能小于拥塞窗口。)；

2. 当主机开始发送数据时，避免一下子将大量字节注入到网络，造成或者增加拥塞，选择发送一个1字节的试探报文；

3. 当收到第一个字节的数据的确认后，就发送2个字节的报文；

4. 若再次收到2个字节的确认，则发送4个字节，依次递增2的指数级；

5. 最后会达到一个提前预设的“慢开始门限”，比如24，即一次发送了24个分组，此时遵循下面的条件判定：
   *1. cwnd < ssthresh， 继续使用慢开始算法；
   *2. cwnd > ssthresh，停止使用慢开始算法，改用拥塞避免算法；
   *3. cwnd = ssthresh，既可以使用慢开始算法，也可以使用拥塞避免算法；

6. 所谓拥塞避免算法就是：发送方的拥塞窗口+1(不进行指数级增长)，即让拥塞窗口缓慢地增大，按照线性规律增长；

7. 当出现网络拥塞，比如丢包时，将慢开始门限设为原先的一半，然后将cwnd设为1，执行慢开始算法（较低的起点，指数级增长）；

• 快重传的机制

-1. 接收方建立这样的机制，如果一个包丢失，则对后续的包继续发送针对该包的重传请求；
-2. 一旦发送方接收到三个一样的确认，就知道该包之后出现了错误，立刻重传该包；
-3. 此时发送方开始执行“快恢复”算法：
*1. 慢开始门限减半；
*2. cwnd设为慢开始门限减半后的数值；
*3. 执行拥塞避免算法（高起点，线性增长）；