【网络】传输层协议TCP

目录

四位首部长度

序号

捎带应答

标记位

超时重传机制

连接管理机制（RST标记位）

三次握手及四次挥手的原因

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TCP的全称是传输控制协议（Transmission Control Protocol），也就是说，对于放到TCP发送缓冲区中的数据，如何发，什么时候发，出错了怎么办，这些都是有TCP协议控制的

下面是TCP报文的基本格式

标准报头是20个字节，并且在传输层，并不会像我们在应用层一样还需要序列化，传输层直接发送的就是结构化的数据，因为这样发送成本是最低的，发送带宽最小。那它不是会有跨平台，大小端的问题吗？Linux内核中对它进行了处理：

不同的客户端都同时可以基于TCP协议向服务器发送信息，那么OS中就会存在很多收到的报文，这些报文可能正在网络层或数据链路层中，还没有拷贝到传输层的接收缓冲区，可能就在缓冲区中，还没来的及处理，总之各种情况

那么OS就要对大量的已经收到的，但是暂未处理的报文进行管理，如何管理呢？先描述再组织

而描述这种报文的结构体就叫做struct sk_buffer，它里面存有指针，就指向存着报文的内存空间，对于每层协议来说，报头在前面，正文在后面，我们如果要剥离报头，只需要指针向后移动一定的字节数即可，添加报头就是向前移动。所以封装与解包本质就是指针移动，然后进行一定操作

四位首部长度

那下面来解释一下TCP报文中的4位首部长度：

这个长度指的是报头的20个字节加上选项的长度，并且基本单位是为4字节

也就是说4位能表示的最大数字是15，即报头+选项的最大长度是15*4=60字节，选项的范围是[0,40]

我们都说TCP协议是可靠的，它保证可靠性，具体体现是什么呢？

因为我们发到网络中的消息，我们根本不知道它去了哪里，我们如果想知道它有没有被对方收到，就只能看有没有收到应答

所以我们可以确定的是如果我收到应答，那么我发的消息对方肯定收到了。这依靠的就是确认应答机制：我收到了消息就要应答

所以可靠性是指：我能知道对方收到了我发的消息，同时我也得知道对方没收到我发的消息

发送数据和应答这些细节其实都是双方OS完成的，这也就是“传输控制协议”中“控制”的一个体现

序号

我们发送数据可以串行发，也就是发送一条等应答，然后再发下一条等应答……，但是这样效率太慢了

我们可以一次发多条，但是问题就来了，对方也给我很多应答，那如果有一条消息对方没收到，那我怎么知道是那一条消息呢？并且对方怎么判断那条消息在前，那条消息在后呢？（因为我的发送顺序并不一定是对方的接收顺序）

这个问题的解决方法就是报头中的序号，我们可以给消息带序号，对方收到了一堆消息也可以通过排序序号来知道我发的消息的顺序，然后再按顺寻处理数据即可，所以应答就要把确认序号带上，这个确认序号一般是发来消息的序号+1

确认序号的含义就是该确认序号之前的数据，对方已经全部收到了，下次发送请从确认序号开始

我们知道TCP是有发送缓冲区，并且TCP是面向字节流的，其实我们可以把这个缓冲区看成一个一定长度的char数组，那么缓冲区中每个字节其实都有自己的序号，这个序号就是下标，确认序号我们前面说就是发来的报头中的序号+1，那么新的序号其实就是确认序号+我要发送的报文的长度

捎带应答

TCP是支持全双工的，既要向对方发送消息，也要向对方发送应答，所以需要序号和确认序号两个

如果只发应答，只需要发一个报头（报头中添加确认序号）即可，那么我可不可以发送一个报文，其中既有应答（确认序号），又有我想给对方发的数据（序号和正文）呢？当然可以，我们叫做捎带应答

标记位

下面我们来解释TCP报头中的标志位：

为什么要有标志位呢？其实就是区分不同的TCP报文类型

就比如我们知道基于TCP通信时，客户端要connect服务器，这是发的报文就是建立连接的报文，同时还有正常通信的报文，还有close时断开连接的报文等等，这些报文类型都不同，那么为了区分这些报文类型，就有了标志位

下面我们简单通过三次握手这个过程来介绍三个标记位：ACK（确认标记位），SYN(同步标记位)，FIN（断开连接标记位）

这个过程是我们在客户端调用connect后OS自动完成的，首先客户端向服务器发送带SYN标记位（即将此位 置为1）的报头，服务器收到后向客户端发送SYN+ACK的报头，客户端收到后向服务器发送ACK的报头，至此三次握手成功后服务器accept获取连接。我们将服务器置为监听状态是因为只有listen状态的服务器才能受理SYN的请求

双方建立好连接之后是要对这个连接进行管理的，用内核数据结构去管理，，这样就会消耗内存空间和时间。所以说维护连接是有成本的

下面是四次挥手的大致过程：这个过程也是OS自动完成的

先调用close的一方（A）要向对方发送FIN请求，对方（B）收到后会发送ACK，之后B会发送FIN请求，A收到后发送ACK

超时重传机制

这个机制其实在报头中是没有体现的，当我们向对方发送请求时，如果我们迟迟都收不到应答，我们只能主观的认为对方没收到数据（也有可能收到了，只不过对方的ACK可能没发过来，我们肯定要按最差情况处理），此时，我们就认为超时了，我们需要重传。

也就是说，如果我们发送的请求在一个时间段内都没有收到应答，就要触发超时重传机制。

那万一对方收到了呢？只不过是ACK没发过来，因为报头中是有序号的，对方可以根据这个序号进行去重

上面说一个时间段内，那这是多少时间呢？

因为网络的状态是动态的，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超时时间

Linux，超时以500ms为一个单位进行控制，等待时间以此是1*500，2*500，4*500，这样以指数形式递增，累积到一定的重传次数，TCP就会认为网络或对端主机出现异常，强制关闭连接

连接管理机制（RST标记位）

有这样一种情况，就是三次握手的第三次ACK发送之后丢掉了，这时客户端已经认为建立好连接了，但是服务器却没有建立好连接。

此时客户端都可以向服务器发送数据了，此时服务器因为没有建立好连接但是收到了数据，此时就会向客户端发送带有RST标记位的报头来表示reset（重置），即重新进行三次握手

所以RST这个标记位就是用来解决建立连接出现异常的问题的

三次握手及四次挥手的原因

三次握手：

如果一次就可以握手，那太扯了，因为客户端连应答都没有收到，连最基本的网络连通性都无法确认

两次的话服务器是比客户端先建立连接的，维护连接是有成本的，如果客户端是恶意连接的，疯狂发送SYN请求（SYN洪水攻击），那么服务器资源就会被浪费，从而导致真正想连接的用户无法连接

所以三次握手就是因为：

1.需要保证网络（信道）是健康的，三次握手，客户端服务器双方都会有一次确定的收发，他们就可以确认是全双工

2.确保双方OS是健康且愿意通信的

四次挥手：

它的原因其实和三次握手是一样的，关键就是四次挥手没有进行捎带应答，因为虽然比如客户端关闭连接，但是服务器还有消息要发。那么此时用户如何拿取数据呢？

首先一般应用层代码是有逻辑的，一般按照协议收完消息后才会close；其次，其实我们可以仅关闭写端，不关闭读端，是有这样的接口的

如果选项是SHUT_RDWR，就相当于close