【网络基础】TCP协议之三次握手&四次挥手--详解与常见问题解答

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TCP 的特性

三次握手与四次挥手

三次握手:

 灵魂拷问:

四次挥手:

灵魂拷问:


TCP 的特性

TCP 提供一种面向连接的、可靠的字节流服务在一个 TCP 连接中,仅有两方进行彼此通信。广播和多播不能用于 TCPTCP 使用校验和,确认和重传机制来保证可靠传输TCP 给数据分节进行排序,并使用累积确认保证数据的顺序不变和非重复TCP 使用滑动窗口机制来实现流量控制,通过动态改变窗口的大小进行拥塞控制注意:TCP 并不能保证数据一定会被对方接收到,因为这是不可能的。TCP 能够做到的是,如果有可能,就把数据递送到接收方,否则就(通过放弃重传并且中断连接这一手段)通知用户。因此准确说 TCP 也不是 100% 可靠的协议,它所能提供的是数据的可靠递送或故障的可靠通知。

三次握手与四次挥手

三次握手:

所谓三次握手(Three-way Handshake),是指建立一个 TCP 连接时,需要客户端和服务器总共发送3个包。

三次握手的目的是连接服务器指定端口,建立 TCP 连接,并同步连接双方的序列号和确认号,交换 TCP 窗口大小信息。在 socket 编程中,客户端执行 connect() 时。将触发三次握手。

  • 第一次握手(SYN=1, seq=x):

客户端发送一个 TCP 的 SYN 标志位置1的包,指明客户端打算连接的服务器的端口,以及初始序号 X,保存在包头的序列号(Sequence Number)字段里。

发送完毕后,客户端进入 SYN_SEND 状态。

  • 第二次握手(SYN=1, ACK=1, seq=y, ACKnum=x+1):

服务器发回确认包(ACK)应答。即 SYN 标志位和 ACK 标志位均为1。服务器端选择自己 ISN 序列号,放到 Seq 域里,同时将确认序号(Acknowledgement Number)设置为客户的 ISN 加1,即X+1。 发送完毕后,服务器端进入 SYN_RCVD 状态。

  • 第三次握手(ACK=1,ACKnum=y+1)

客户端再次发送确认包(ACK),SYN 标志位为0,ACK 标志位为1,并且把服务器发来 ACK 的序号字段+1,放在确定字段中发送给对方,并且在数据段放写ISN的+1

发送完毕后,客户端进入 ESTABLISHED 状态,当服务器端接收到这个包时,也进入 ESTABLISHED 状态,TCP 握手结束。

三次握手的过程的示意图如下:

 灵魂拷问:

1、为什么是三次握手而不是两次?

        根本原因: 无法确认客户端的接收能力。

如果是两次,你现在发了 SYN 报文想握手,但是这个包滞留在了当前的网络中迟迟没有到达,TCP 以为这是丢了包,于是重传,两次握手建立好了连接。

看似没有问题,但是连接关闭后,如果这个滞留在网路中的包到达了服务端呢?这时候由于是两次握手,服务端只要接收到然后发送相应的数据包,就默认建立连接,但是现在客户端已经断开了。

看到问题的吧,这就带来了连接资源的浪费。

备注:

丢包的数据 服务器会根据时间戳或者根据响应时间 判定是否接受 这个请求/数据;

2、为什么不是四次?

三次握手的目的是确认双方发送和接收的能力,那四次握手可以嘛?

当然可以,100 次都可以。但为了解决问题,三次就足够了,再多用处就不大了。

3、三次握手过程中可以携带数据么?

第三次握手的时候,可以携带。前两次握手不能携带数据。

如果前两次握手能够携带数据,那么一旦有人想攻击服务器,那么他只需要在第一次握手中的 SYN 报文中放大量数据,那么服务器势必会消耗更多的时间和内存空间去处理这些数据,增大了服务器被攻击的风险。

第三次握手的时候,客户端已经处于ESTABLISHED状态,并且已经能够确认服务器的接收、发送能力正常,这个时候相对安全了,可以携带数据。

4、同时打开会怎样?

如果双方同时发 SYN报文,状态变化会是怎样的呢?

这是一个可能会发生的情况。

状态变迁如下:

在发送方给接收方发SYN报文的同时,接收方也给发送方发SYN报文,两个人刚上了!

发完SYN,两者的状态都变为SYN-SENT

在各自收到对方的SYN后,两者状态都变为SYN-REVD

接着会回复对应的ACK + SYN,这个报文在对方接收之后,两者状态一起变为ESTABLISHED

这就是同时打开情况下的状态变迁。

四次挥手:

 TCP 的连接的关闭需要发送四个包,因此称为四次挥手(Four-way handshake),也叫做改进的三次握手。客户端或服务器均可主动发起挥手动作,在 socket 编程中,任何一方执行 close() 操作即可产生挥手操作。

  • 第一次挥手(FIN=1,seq=x)

假设客户端想要关闭连接,客户端发送一个 FIN 标志位置为1的包,表示自己已经没有数据可以发送了,但是仍然可以接受数据。

发送完毕后,客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。

  • 第二次挥手(ACK=1,ACKnum=x+1)

服务器端确认客户端的 FIN 包,发送一个确认包,表明自己接受到了客户端关闭连接的请求,但还没有准备好关闭连接。

发送完毕后,服务器端进入 CLOSE_WAIT 状态,客户端接收到这个确认包之后,进入 FIN_WAIT_2 状态,等待服务器端关闭连接。

  • 第三次挥手(FIN=1,seq=y)

服务器端准备好关闭连接时,向客户端发送结束连接请求,FIN 置为1。

发送完毕后,服务器端进入 LAST_ACK 状态,等待来自客户端的最后一个ACK。

  • 第四次挥手(ACK=1,ACKnum=y+1)

客户端接收到来自服务器端的关闭请求,发送一个确认包,并进入 TIME_WAIT状态,等待可能出现的要求重传的 ACK 包。

服务器端接收到这个确认包之后,关闭连接,进入 CLOSED 状态。

客户端等待了某个固定时间(两个最大段生命周期,2MSL,2 Maximum Segment Lifetime)之后,在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发请求(没有收到服务器端的 ACK ),那么表示 ACK 成功到达,于是自己也关闭连接,进入 CLOSED 状态,挥手结束;否则客户端重发 ACK。

四次挥手的示意图如下:

 

灵魂拷问:

1、等待2MSL的意义,如果不等待会怎样?

如果不等待,客户端直接跑路,当服务端还有很多数据包要给客户端发,且还在路上的时候,若客户端的端口此时刚好被新的应用占用,那么就接收到了无用数据包,造成数据包混乱。所以,最保险的做法是等服务器发来的数据包都死翘翘再启动新的应用。

那,照这样说一个 MSL 不就不够了吗,为什么要等待 2 MSL?

  • 1 个 MSL 确保四次挥手中主动关闭方最后的 ACK 报文最终能达到对端
  • 1 个 MSL 确保对端没有收到 ACK ,重传的 FIN 报文可以到达

这就是等待 2MSL 的意义。

2、为什么是四次挥手而不是三次?

因为服务端在接收到FIN, 往往不会立即返回FIN, 必须等到服务端所有的报文都发送完毕了,才能发FIN。因此先发一个ACK表示已经收到客户端的FIN,延迟一段时间才发FIN。这就造成了四次挥手。

3、如果是三次挥手会有什么问题?

等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手,这个时候长时间的延迟可能会导致客户端误以为FIN没有到达客户端,从而让客户端不断的重发FIN。

4、同时关闭会怎样?

如果客户端和服务端同时发送 FIN ,状态会如何变化?如图所示:

5、说说半连接队列和 SYN Flood 攻击的关系

三次握手前,服务端的状态从CLOSED变为LISTEN, 同时在内部创建了两个队列:半连接队列和全连接队列,即SYN队列和ACCEPT队列。

半连接队列

当客户端发送SYN到服务端,服务端收到以后回复ACK和SYN,状态由LISTEN变为SYN_RCVD,此时这个连接就被推入了SYN队列,也就是半连接队列。

全连接队列

当客户端返回ACK, 服务端接收后,三次握手完成。这个时候连接等待被具体的应用取走,在被取走之前,它会被推入另外一个 TCP 维护的队列,也就是全连接队列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻击原理

SYN Flood 属于典型的 DoS/DDoS 攻击。其攻击的原理很简单,就是用客户端在短时间内伪造大量不存在的 IP 地址,并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言,会产生两个危险的后果:

  1. 处理大量的SYN包并返回对应ACK, 势必有大量连接处于SYN_RCVD状态,从而占满整个半连接队列,无法处理正常的请求。
  2. 由于是不存在的 IP,服务端长时间收不到客户端的ACK,会导致服务端不断重发数据,直到耗尽服务端的资源。

6、如何应对 SYN Flood 攻击?

  1. 增加 SYN 连接,也就是增加半连接队列的容量。
  2. 减少 SYN + ACK 重试次数,避免大量的超时重发。
  3. 利用 SYN Cookie 技术,在服务端接收到SYN后不立即分配连接资源,而是根据这个SYN计算出一个Cookie,连同第二次握手回复给客户端,在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值,服务端验证 Cookie 合法之后才分配连接资源

7、介绍一下 TCP 报文头部的字段

报文头部结构如下(单位为字节):

请大家牢记这张图

源端口、目标端口

如何标识唯一标识一个连接?答案是 TCP 连接的四元组——源 IP、源端口、目标 IP 和目标端口。

那 TCP 报文怎么没有源 IP 和目标 IP 呢?这是因为在 IP 层就已经处理了 IP 。TCP 只需要记录两者的端口即可。

序列号

即Sequence number, 指的是本报文段第一个字节的序列号。

从图中可以看出,序列号是一个长为 4 个字节,也就是 32 位的无符号整数,表示范围为 0 ~ 2^32 - 1。如果到达最大值了后就循环到0。

序列号在 TCP 通信的过程中有两个作用:

  1. 在 SYN 报文中交换彼此的初始序列号。
  2. 保证数据包按正确的顺序组装。

ISN

即Initial Sequence Number(初始序列号),在三次握手的过程当中,双方会用过SYN报文来交换彼此的 ISN。

ISN 并不是一个固定的值,而是每 4 ms 加一,溢出则回到 0,这个算法使得猜测 ISN 变得很困难。那为什么要这么做?

如果 ISN 被攻击者预测到,要知道源 IP 和源端口号都是很容易伪造的,当攻击者猜测 ISN 之后,直接伪造一个 RST 后,就可以强制连接关闭的,这是非常危险的。

而动态增长的 ISN 大大提高了猜测 ISN 的难度。

确认号

即ACK(Acknowledgment number)。用来告知对方下一个期望接收的序列号,小于ACK的所有字节已经全部收到。

标记位

常见的标记位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。

SYN 和 ACK 已经在上文说过,后三个解释如下: FIN: 即 Finish,表示发送方准备断开连接。

RST:即 Reset,用来强制断开连接。

PSH: 即 Push, 告知对方这些数据包收到后应该马上交给上层的应用,不能缓存。

窗口大小

占用两个字节,也就是 16 位,但实际上是不够用的。因此 TCP 引入了窗口缩放的选项,作为窗口缩放的比例因子,这个比例因子的范围在 0 ~ 14,比例因子可以将窗口的值扩大为原来的 2 ^ n 次方。

校验和

占用两个字节,防止传输过程中数据包有损坏,如果遇到校验和有差错的报文,TCP 直接丢弃之,等待重传。

可选项

可选项的格式如下:

TimeStamp: TCP 时间戳,后面详细介绍。

MSS: 指的是 TCP 允许的从对方接收的最大报文段。

SACK: 选择确认选项。

Window Scale: 窗口缩放选项。

8、说说 TCP 快速打开的原理(TFO)

第一节讲了 TCP 三次握手,可能有人会说,每次都三次握手好麻烦呀!能不能优化一点?

可以啊。今天来说说这个优化后的 TCP 握手流程,也就是 TCP 快速打开(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。

优化的过程是这样的,还记得我们说 SYN Flood 攻击时提到的 SYN Cookie 吗?这个 Cookie 可不是浏览器的Cookie, 用它同样可以实现 TFO。

TFO 流程

首轮三次握手

首先客户端发送SYN给服务端,服务端接收到。

注意哦!现在服务端不是立刻回复 SYN + ACK,而是通过计算得到一个SYN Cookie, 将这个Cookie放到 TCP 报文的 Fast Open选项中,然后才给客户端返回。

客户端拿到这个 Cookie 的值缓存下来。后面正常完成三次握手。

首轮三次握手就是这样的流程。而后面的三次握手就不一样啦!

后面的三次握手

在后面的三次握手中,客户端会将之前缓存的 Cookie、SYN 和HTTP请求(是的,你没看错)发送给服务端,服务端验证了 Cookie 的合法性,如果不合法直接丢弃;如果是合法的,那么就正常返回SYN + ACK。

重点来了,现在服务端能向客户端发 HTTP 响应了!这是最显著的改变,三次握手还没建立,仅仅验证了 Cookie 的合法性,就可以返回 HTTP 响应了。

当然,客户端的ACK还得正常传过来,不然怎么叫三次握手嘛。

流程如下:

注意: 客户端最后握手的 ACK 不一定要等到服务端的 HTTP 响应到达才发送,两个过程没有任何关系。

TFO 的优势

TFO 的优势并不在与首轮三次握手,而在于后面的握手,在拿到客户端的 Cookie 并验证通过以后,可以直接返回 HTTP 响应,充分利用了1 个RTT(Round-Trip Time,往返时延)的时间提前进行数据传输,积累起来还是一个比较大的优势。

9、能不能说说TCP报文中时间戳的作用?

timestamp是 TCP 报文首部的一个可选项,一共占 10 个字节,格式如下:

kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节) 

其中 kind = 8, length = 10, info 有两部分构成: timestamp和timestamp echo,各占 4 个字节。

那么这些字段都是干嘛的呢?它们用来解决那些问题?

接下来我们就来一一梳理,TCP 的时间戳主要解决两大问题:

  • 计算往返时延 RTT(Round-Trip Time)
  • 防止序列号的回绕问题

计算往返时延 RTT

在没有时间戳的时候,计算 RTT 会遇到以下问题:

如果以第一次发包为开始时间的话,就会出现左图的问题,RTT 明显偏大,开始时间应该采用第二次的;

如果以第二次发包为开始时间的话,就会导致右图的问题,RTT 明显偏小,开始时间应该采用第一次发包的。

实际上无论开始时间以第一次发包还是第二次发包为准,都是不准确的。

那这个时候引入时间戳就很好的解决了这个问题。

比如现在 a 向 b 发送一个报文 s1,b 向 a 回复一个含 ACK 的报文 s2 那么:

  • step 1: a 向 b 发送的时候,timestamp 中存放的内容就是 a 主机发送时的内核时刻 ta1。
  • step 2: b 向 a 回复 s2 报文的时候,timestamp 中存放的是 b 主机的时刻 tb,timestamp echo字段为从 s1 报文中解析出来的 ta1。
  • step 3: a 收到 b 的 s2 报文之后,此时 a 主机的内核时刻是 ta2, 而在 s2 报文中的 timestamp echo 选项中可以得到 ta1, 也就是 s2 对应的报文最初的发送时刻。然后直接采用 ta2 - ta1 就得到了 RTT 的值。

防止序列号回绕问题

现在我们来模拟一下这个问题。

序列号的范围其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示,我们缩小一下这个区间,假设范围是 0 ~ 4,那么到达 4 的时候会回到 0。

第几次发包

发送字节

对应序列号

状态

1

0 ~ 1

0 ~ 1

成功接收

2

1 ~ 2

1 ~ 2

滞留在网络中

3

2 ~ 3

2 ~ 3

成功接收

4

3 ~ 4

3 ~ 4

成功接收

5

4 ~ 5

0 ~ 1

成功接收,序列号从0开始

6

5 ~ 6

1 ~ 2

???

假设在第 6 次的时候,之前还滞留在网路中的包回来了,那么就有两个序列号为1 ~ 2的数据包了,怎么区分谁是谁呢?这个时候就产生了序列号回绕的问题。

那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题,因为每次发包的时候都是将发包机器当时的内核时间记录在报文中,那么两次发包序列号即使相同,时间戳也不可能相同,这样就能够区分开两个数据包了。

10、TCP 的超时重传时间是如何计算的?

TCP 具有超时重传机制,即间隔一段时间没有等到数据包的回复时,重传这个数据包。

那么这个重传间隔是如何来计算的呢?

今天我们就来讨论一下这个问题。

这个重传间隔也叫做超时重传时间(Retransmission TimeOut, 简称RTO),它的计算跟上一节提到的 RTT 密切相关。这里我们将介绍两种主要的方法,一个是经典方法,一个是标准方法。

经典方法

经典方法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed round trip time,即平滑往返时间),没产生一次新的 RTT. 就根据一定的算法对 SRTT 进行更新,具体而言,计算方式如下(SRTT 初始值为0):

SRTT = (α * SRTT) + ((1 - α) * RTT) 

其中,α 是平滑因子,建议值是0.8,范围是0.8 ~ 0.9。

拿到 SRTT,我们就可以计算 RTO 的值了:

RTO = min(ubound, max(lbound, β * SRTT)) 

β 是加权因子,一般为1.3 ~ 2.0, lbound 是下界,ubound 是上界。

其实这个算法过程还是很简单的,但是也存在一定的局限,就是在 RTT 稳定的地方表现还可以,而在 RTT 变化较大的地方就不行了,因为平滑因子 α 的范围是0.8 ~ 0.9, RTT 对于 RTO 的影响太小。

标准方法

为了解决经典方法对于 RTT 变化不敏感的问题,后面又引出了标准方法,也叫Jacobson / Karels 算法。

一共有三步。

第一步: 计算SRTT,公式如下:

SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT 

注意这个时候的 α跟经典方法中的α取值不一样了,建议值是1/8,也就是0.125。

第二步: 计算RTTVAR(round-trip time variation)这个中间变量。

RTTVAR = (1 - β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|) 

β 建议值为 0.25。这个值是这个算法中出彩的地方,也就是说,它记录了最新的 RTT 与当前 SRTT 之间的差值,给我们在后续感知到 RTT 的变化提供了抓手。

第三步: 计算最终的RTO:

RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR 

µ建议值取1, ∂建议值取4。

这个公式在 SRTT 的基础上加上了最新 RTT 与它的偏移,从而很好的感知了 RTT 的变化,这种算法下,RTO 与 RTT 变化的差值关系更加密切。

11、能不能说一说 TCP 的流量控制?

对于发送端和接收端而言,TCP 需要把发送的数据放到发送缓存区, 将接收的数据放到接收缓存区。

而流量控制所要做的事情,就是在通过接收缓存区的大小,控制发送端的发送。如果对方的接收缓存区满了,就不能再继续发送了。

要具体理解流量控制,首先需要了解滑动窗口的概念。

TCP 滑动窗口

TCP 滑动窗口分为两种: 发送窗口和接收窗口。

发送窗口

发送端的滑动窗口结构如下:

其中包含四大部分:

  • 已发送且已确认
  • 已发送但未确认
  • 未发送但可以发送
  • 未发送也不可以发送

其中有一些重要的概念,我标注在图中:

发送窗口就是图中被框住的范围。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被确认,NXT 即next, 表示下一个发送的位置。

接收窗口

接收端的窗口结构如下:

REV 即 receive,NXT 表示下一个接收的位置,WND 表示接收窗口大小。

流量控制过程

这里我们不用太复杂的例子,以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程,方便大家理解。

首先双方三次握手,初始化各自的窗口大小,均为 200 个字节。

假如当前发送端给接收端发送 100 个字节,那么此时对于发送端而言,SND.NXT 当然要右移 100 个字节,也就是说当前的可用窗口减少了 100 个字节,这很好理解。

现在这 100 个到达了接收端,被放到接收端的缓冲队列中。不过此时由于大量负载的原因,接收端处理不了这么多字节,只能处理 40 个字节,剩下的 60 个字节被留在了缓冲队列中。

注意了,此时接收端的情况是处理能力不够用啦,你发送端给我少发点,所以此时接收端的接收窗口应该缩小,具体来说,缩小 60 个字节,由 200 个字节变成了 140 字节,因为缓冲队列还有 60 个字节没被应用拿走。

因此,接收端会在 ACK 的报文首部带上缩小后的滑动窗口 140 字节,发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。

此时对于发送端而言,已经发送且确认的部分增加 40 字节,也就是 SND.UNA 右移 40 个字节,同时发送窗口缩小为 140 个字节。

这也就是流量控制的过程。尽管回合再多,整个控制的过程和原理是一样的

 12、能不能说说 TCP 的拥塞控制?

上面所说的流量控制发生在发送端跟接收端之间,并没有考虑到整个网络环境的影响,如果说当前网络特别差,特别容易丢包,那么发送端就应该注意一些了。而这,也正是拥塞控制需要处理的问题。

对于拥塞控制来说,TCP 每条连接都需要维护两个核心状态:

  • 拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)
  • 慢启动阈值(Slow Start Threshold,ssthresh)

涉及到的算法有这几个:

  • 慢启动
  • 拥塞避免
  • 快速重传和快速恢复

接下来,我们就来一一拆解这些状态和算法。首先,从拥塞窗口说起。

拥塞窗口

拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)是指目前自己还能传输的数据量大小。

那么之前介绍了接收窗口的概念,两者有什么区别呢?

  • 接收窗口(rwnd)是接收端给的限制
  • 拥塞窗口(cwnd)是发送端的限制

限制谁呢?

限制的是发送窗口的大小。

有了这两个窗口,如何来计算发送窗口?

发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)

取两者的较小值。而拥塞控制,就是来控制cwnd的变化。

慢启动

刚开始进入传输数据的时候,你是不知道现在的网路到底是稳定还是拥堵的,如果做的太激进,发包太急,那么疯狂丢包,造成雪崩式的网络灾难。

因此,拥塞控制首先就是要采用一种保守的算法来慢慢地适应整个网路,这种算法叫慢启动。运作过程如下:

  • 首先,三次握手,双方宣告自己的接收窗口大小
  • 双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)大小
  • 在开始传输的一段时间,发送端每收到一个 ACK,拥塞窗口大小加 1,也就是说,每经过一个 RTT,cwnd 翻倍。如果说初始窗口为 10,那么第一轮 10 个报文传完且发送端收到 ACK 后,cwnd 变为 20,第二轮变为 40,第三轮变为 80,依次类推。

难道就这么无止境地翻倍下去?当然不可能。它的阈值叫做慢启动阈值,当 cwnd 到达这个阈值之后,好比踩了下刹车,别涨了那么快了,老铁,先 hold 住!

在到达阈值后,如何来控制 cwnd 的大小呢?

这就是拥塞避免做的事情了。

拥塞避免

原来每收到一个 ACK,cwnd 加1,现在到达阈值了,cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。那你仔细算算,一轮 RTT 下来,收到 cwnd 个 ACK, 那最后拥塞窗口的大小 cwnd 总共才增加 1。

也就是说,以前一个 RTT 下来,cwnd翻倍,现在cwnd只是增加 1 而已。

当然,慢启动和拥塞避免是一起作用的,是一体的。

快速重传和快速恢复

快速重传

在 TCP 传输的过程中,如果发生了丢包,即接收端发现数据段不是按序到达的时候,接收端的处理是重复发送之前的 ACK。

比如第 5 个包丢了,即使第 6、7 个包到达的接收端,接收端也一律返回第 4 个包的 ACK。当发送端收到 3 个重复的 ACK 时,意识到丢包了,于是马上进行重传,不用等到一个 RTO 的时间到了才重传。

这就是快速重传,它解决的是是否需要重传的问题。

选择性重传

那你可能会问了,既然要重传,那么只重传第 5 个包还是第5、6、7 个包都重传呢?

当然第 6、7 个都已经到达了,TCP 的设计者也不傻,已经传过去干嘛还要传?干脆记录一下哪些包到了,哪些没到,针对性地重传。

在收到发送端的报文后,接收端回复一个 ACK 报文,那么在这个报文首部的可选项中,就可以加上SACK这个属性,通过left edge和right edge告知发送端已经收到了哪些区间的数据报。因此,即使第 5 个包丢包了,当收到第 6、7 个包之后,接收端依然会告诉发送端,这两个包到了。剩下第 5 个包没到,就重传这个包。这个过程也叫做选择性重传(SACK,Selective Acknowledgment),它解决的是如何重传的问题。

快速恢复

当然,发送端收到三次重复 ACK 之后,发现丢包,觉得现在的网络已经有些拥塞了,自己会进入快速恢复阶段。

在这个阶段,发送端如下改变:

  • 拥塞阈值降低为 cwnd 的一半
  • cwnd 的大小变为拥塞阈值
  • cwnd 线性增加

以上就是 TCP 拥塞控制的经典算法: 慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。

13、 能不能说说 Nagle 算法和延迟确认?

Nagle 算法

试想一个场景,发送端不停地给接收端发很小的包,一次只发 1 个字节,那么发 1 千个字节需要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的,不光是传输的时延消耗,发送和确认本身也是需要耗时的,频繁的发送接收带来了巨大的时延。

而避免小包的频繁发送,这就是 Nagle 算法要做的事情。

具体来说,Nagle 算法的规则如下:

  • 当第一次发送数据时不用等待,就算是 1byte 的小包也立即发送
  • 后面发送满足下面条件之一就可以发了:
    • 数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)
    • 之前所有包的 ACK 都已接收到

延迟确认

试想这样一个场景,当我收到了发送端的一个包,然后在极短的时间内又接收到了第二个包,那我是一个个地回复,还是稍微等一下,把两个包的 ACK 合并后一起回复呢?

延迟确认(delayed ack)所做的事情,就是后者,稍稍延迟,然后合并 ACK,最后才回复给发送端。TCP 要求这个延迟的时延必须小于500ms,一般操作系统实现都不会超过200ms。

不过需要主要的是,有一些场景是不能延迟确认的,收到了就要马上回复:

  • 接收到了大于一个 frame 的报文,且需要调整窗口大小
  • TCP 处于 quickack 模式(通过tcp_in_quickack_mode设置)
  • 发现了乱序包

两者一起使用会怎样?

前者意味着延迟发,后者意味着延迟接收,会造成更大的延迟,产生性能问题。

14、如何理解 TCP 的 keep-alive?

大家都听说过 http 的keep-alive, 不过 TCP 层面也是有keep-alive机制,而且跟应用层不太一样。

试想一个场景,当有一方因为网络故障或者宕机导致连接失效,由于 TCP 并不是一个轮询的协议,在下一个数据包到达之前,对端对连接失效的情况是一无所知的。

这个时候就出现了 keep-alive, 它的作用就是探测对端的连接有没有失效。

在 Linux 下,可以这样查看相关的配置:

sudo sysctl -a | grep keepalive // 每隔 7200 s 检测一次 net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200 // 一次最多重传 9 个包 net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9 // 每个包的间隔重传间隔 75 s net.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75 

不过,现状是大部分的应用并没有默认开启 TCP 的keep-alive选项,为什么?

站在应用的角度:

  • 7200s 也就是两个小时检测一次,时间太长
  • 时间再短一些,也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连接

因此是一个比较尴尬的设计。

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