TCP协议

T C P提供一种面向连接的、可靠的字节流服务。面向连接意味着两个使用T C P的应用（通常是一个客户和一个服务器）在彼此交换数据之前必须先建立一个T C P连接。

TCP首部结构

TCP封装

TCP结构

  • 源/目的端口号：这两个值加上I P首部中的源端I P地址和目的端I P地址唯一确定一个T C P连接。一个I P地址和一个端口号也称为一个插口（ s o c k e t）。
  • 32位序号：序号用来标识从T C P发端向T C P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。
  • 32位确认序号：接收到的TCP包序号+1
  • 6位标志位：置1表示有效
    • URG：紧急指针有效
    • ACK：确认序号有效
    • PSH：接收方应该尽快将这个报文段交给应用层。
    • RST：重建连接
    • SYN：同步序号，用于建立一个连接
    • FIN：发送端完成发送任务
  • 16位窗口大小：允许同时发送/接收的数据包的个数
  • 16位校验和：同ip校验和
  • 16位紧急指针：

TCP建立连接

  • 客户机：标志位SYN=1，32位序号 = client_isn（客户端初始序号）
  • 服务器：标志位SYN=1，32位序号 = server_isn（服务器初始序号） 32位确认序号 = client_isn+1 //确认客户端连接
  • 客户端：标志位SYN=0，32位序号 = server_isn+1//确认服务端连接

说明

  • 握手包中没有数据
  • 初始32位序号（ISN）随机生成
  • 除了SYN 其它标志位为0
  • 初始化过程中，32位确认号无效（ACK = 0）
  • 每一次握手都发送一个包
  • 只有处于LISTEN的进程能够接收新的连接请求，但不能接收数据报文段
  • 处于ESTABLISHED的进程将不能接收SYN报文段

TCP断开连接

假设服客户端为主动关闭端

  • 客户端：标志位FIN=1，32位序号 = client_seq，数据中包含EOF符号
  • 服务器：32位确认序号 = client_seq+1
  • 服务器：标志位FIN=1，32位序号 = server_seq
  • 客户端：32位确认序号 = server_seq+1

TCP状态转移图

2MSL的意义？
：当T C P执行一个主动关闭，并发回最后一个A C K，该连接必须在T I M E WA I T状态停留的时间为2倍的M S L。这样可让T C P再次发送最后的A C K以防这个A C K丢失（另一端超时并重发最后的F I N）

TCP选项

  • kind：选型表类型，可选值0、1、2、3、8
  • len：当前选项长度（单位字节），包括kind和len字节

TCP交互数据流

交互式输入如Rlogin远程登录通常每一个交互按键都会产生一个数据分组，也就是说，每次从客户传到服务器的是一个字节的按键（而不是每次一行）。

经受时延

通常T C P在接收到数据时并不立即发送A C K；相反，它推迟发送，以便将A C K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。

Nagle算法

在一个Rlogin连接上客户一般每次发送一个字节到服务器，这就产生了一些41字节长的分组：20字节的I P首部、20字节的TCP首部和1个字节的数据。在广域网上，这些小分组则会增加拥塞出现的可能。

Nagle算法：要求一个TCP连接上最多只能有一个未被确认的未完成的小分组，在该分组的确认到达之前不能发送其他的小分组。

有时我们也需要关闭Nagle算法。一个典型的例子是X窗口系统服务器：小消息（鼠标移动）必须无时延地发送，以便为进行某种操作的交互用户提供实时的反馈。

TCP成块数据流

滑动窗口

  • 发送方
    • 拥塞窗口大小：SWS
    • 上一次收到的确认包序号：LAR
    • 上一次发送的包序号：LFS
    • 满足LFS-LAR<=SWS
  • 接收方
    • 接收窗口大小：RWS
    • 上一次收到的确认包序号：LAR
    • 上一次发送的包序号：LFS
    • 满足LFS-LAR<=RWS

随着数据的收发，数据包序号不断的增加，窗口不断的向右滑动，窗口滑动过程会丢弃“太过超前”的高序号数据包，“等待”低序号数据包，实现数据包的排序。

慢启动算法

网络拥塞:如果发送方一开始便向网络发送多个报文段，直至达到接收方通告的窗口大小为止。当发送方和接收方处于同一个局域网时，这种方式是可以的。但 是如果在发送方和接收方之间存在多个路由器和速率较慢的链路时，就有可能出现一些问题。一些中间路由器必须缓存分组，并有可能耗尽存储器的空间。

步骤

  • 当与另一个网络的主机建立T C P连接时，拥塞窗口被初始化为1个报文段
  • 发送方开始时发送一个报文段，然后等待ACK。当收到该ACK时，拥塞窗口从1增加为2，当收到这两个报文段的ACK时，拥塞窗口就增加为4。这是一种指数增加的关系。
  • 当在某些点上可能达到了互联网的容量，于是中间路由器开始丢弃分组。
  • 这就通知发送方它的拥塞窗口开得过大

TCP超时重发

TCP提供可靠的运输层。它使用的方法之一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。T C P通过在发送时设置一个定时器来解决这种问题。如果当定时器超时的时候还没有收到确认，它就重传该数据。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。

拥塞避免算法

但是当拥塞发生时，我们希望降低分组进入网络的传输速率，于是可以调用慢启动来作到这一点，所以在实际中这两个算法通常在一起实现。

流程：

拥塞避免算法和慢启动算法需要对每个连接维持两个变量：

拥塞窗口cwnd 慢启动门限ssthresh

  • 对一个给定的连接，初始化cwnd为1个报文段，ssthresh为65535个字节。
  • TCP输出例程的输出不能超过c w n d和接收方通告窗口的大小
  • 当拥塞发生时（超时或收到重复确认），ssthresh被设置为当前窗口大小的一半（ cwnd和接收方通告窗口大小的最小值，但最少为2个报文段）
  • 当新的数据被对方确认时，就增加cwnd
    • 如果cwnd<=ssthresh，则正在进行慢启动。这会使窗口按指数方式增长：发送1个报文段，然后是2个，接着是4个
    • 否则在进行避免拥塞启动，那么每次收到一个确认时将cwnd增加1 /cwnd。与慢启动的指数增加比起来，这是一种加性增长(additive increase)

快速重传算法

定义：假如一些报文段的重新排序，则在重新排序的报文段被处理并产生一个新的ACK之前，只可能产生1 ~ 2个重复的A C K。如果一连串收到3个或3个以上的重复AC K，就非常可能是一个报文段丢失了。于是我们就重传丢失的数据报文段，而无需等待超时定时器溢出。

重新分组

定义：当TCP超时并重传时，它不一定要重传同样的报文段。相反，TCP允许进行重新分组而发送一个较大的报文段，这将有助于提高性能（当然，这个较大的报文段不能够超过接收方声明的M S S）。

TCP坚持定时器

如果一个ACK包丢失了，则双方就有可能因为等待对方而使连接终止：

接收方等待接收数据（因为它已经向发送方通告了一个非0的ACK窗口）
​
发送方在等待允许它继续发送数据的窗口（ACK窗口）更新。
​

为防止这种死锁情况的发生，发送方使用一个坚持定时器(persist timer)来周期性地向接收方查询，以便发现窗口是否已增大。这些从发送方发出的报文段称为窗口探查(windowprobe)。

糊涂窗口综合症

基于窗口的流量控制方案，如T C P所使用的，会导致一种被称为“糊涂窗口综合症”（Silly Window Syndrome），如果发生这种情况，则少量的数据将通过连接进行交换，而不是满长度的报文段。

TCP保活定时器

保活功能主要是为服务器应用程序提供的。服务器应用程序希望知道客户主机是否崩溃，从而可以代表客户使用资源。许多版本的Rlogin和Telnet服务器默认使用这个选项。

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