网络知识学习（笔记三）（传输层的TCP）

前面已经介绍了传输层的UDP协议的报文以及一下相关的知识点，本次主要是传输层的TCP协议，包括TCP报文的详细介绍；可靠传输、流量控制、拥塞控制等；建立连接、释放连接。

一、TCP基本知识点介绍

1.1、TCP协议的几个重要的知识点

（1）TCP报文的具体内容。

（2）可靠传输。

如果服务器响应给客户端的数据太大，那么会切成不同的包一次发过去。客户端每接收一个包都会给服务器一个回应：我收到这个了这个包。服务器就会知道这个给包成功发送了。

如果有一个包在发送过路程中被路由器丢掉了，那么客户端收不到这个包，服务器也就收不到客户端给服务器关于接收到这个包的响应。那么服务器在之后就会重新再发送一遍这个包。

（3）流量控制。

（4）拥塞控制。

（5）建立连接。

（6）释放连接。

1.2、TCP报文具体内容

TCP协议报文段首部包含两个部分：

（1）20个字节的固定首部部分

（2）选项和填充部分长度不固定

所以TCP协议报文段的首部最少20个字节。

下面将详细介绍TCP的报文的具体内容：

1.2.1、数据偏移

占4位，取值范围是0x0101~0x1111。

乘以4：就是TCP报文段的首部长度，最小20~最大60字节。

因为TCP报文段首部最小是20字节，所以数据偏移的最小值是20/4=5，0x0101。

这部分和网络层首部一样。

TCP首部长度：就是右边数据向右的偏移量。

1.2.2、保留

占3位，目前用不到。预防以后可能用到，现在全是0。

1.2.3、标志位

如下图所示的，红色框内的6位就是TCP报文中的标志位。

（1）共占9位、前三位是保留位，与保留位无关

（2）URG=Urgent

当URG=1时，紧急指针字段才有效。表明当前报文字段中有紧急数据，优先传输。

（3）ACK=Ackownledgment

当ACK=1时，确认号ack字段才有效。

（4）PSH=Push

一般不关注，用在交互式网络通信中。

（5）RST=Reset

当RST=1时，表明连接中出现严重差错，必须释放连接，然后再重新建立连接。

（6）SYN=Synchronization

1.当：SYN=1，ACK=0时，表明这是一个建立连接的请求。

2.若对方同意建立连接，则回复：SYN=1，ACK=1。

3.三次握手中，用户端恢复后会给应答：SYN=0，ACK=1。

（7）FIN=Finish

当FIN=1时，表明数据已经发送完毕，要求释放连接。

TCP的四次挥手释放连接的时候，使用的标志位中，主要的就是FIN标志位。

（8）TCP校验和-Checksum

1.跟UDP一样，TCP校验和的计算内容：伪首部+首部+数据

2.伪首部：占用12字节，仅在计算校验和时起作用，并不会传递给网络层。

（9）序号（Sequence Number）

1.占4字节，4*8=32个位。

2.首先，在传输过程中的每一个字节都会有一个编号，而且连续的字节编号也连续。类似于每一个字节都有一个内存地址。

3.在建立连接后，序号代表：这一次传给对方的TCP数据部分的第一个字节的编号。

例子：比如A要发给B400字节的数据，分成4段发。第一个TCP报文段的数据部分是1~100，那么这个报文段的序号部分就是1（假设第一个字节的编号就是1）。

那么第二个报文段的数据部分就是101~200，这个报文段的序号部分就是101。

（10）确认号（Ackownledgment Number）

1.占4字节，4*8=32个位。

2.在建立连接后，确认号代表：期望对方下一次传过来的TCP数据部分的第一个字节的编号。

3.确认号ack，在标志位ACK为1时才有效。（重要）

（11）窗口（Window）

1.占2字节，2*8=16位；

2.这个字段有流量控制功能，用于告诉对方下一次允许发送的数据大小（单位字节）。

1.2.4、TCP报文内容的细节

（1）TCP中并没有报文总长度的概念，只知道数据偏移，也就是TCP报文的头部，这时候如何确定TCP数据部分的长度？

1.UDP首部中有个16位的字段记录了整个UDP报文段的长度（首部+数据）；

但是TCP首部中仅仅有4位的字段记录了TCP报文段的首部长度，并没有字段记录TCP报文段的数据长度。

2.那怎么知道TCP报文段的数据长度呢？

1.其实UDP首部的这个记录UDP报文段的长度的字段是冗余的，不用这个字段也能就计算出UDP报文数据部分的长度：

UDP首部固定是8字节

所以UDP数据部分是：网络层的总长度-网络层的首部长度-UDP报文首部长度

2.UDP的这个16位的字段，纯粹是为了保证首部是32bit对齐：

思考数据偏移*4代表了TCP报文段首部的长度，那么TCP报文首部长度能不能等于11？可能不行啊，

必须是4的倍数。所以这个16位的记录UDP报文段的长度的字段之所以占16位，就是为了满足UDP报文段

首部固定部分长度是4的倍数：如果没有这16位，那么UDP报文段首部固定部分长度3个字节，就不是4的倍数了。

3.所以TCP/UDP的数据长度，完全可以由IP数据包的首部推测出来。

传输层的首部长度是固定的或者可知的：

1.UDP首部：20字节

2.TCP首部：存放在首部的数据偏移字段

3.网络层的总长度和首部长度：都有对应字段存储。

传输层数据部分是=网络层的总长度-网络层的首部长度-传输层报文首部长度

（2）TCP报文的标志位的个数？

1.保留为6位，标志位6位。

但是其实两种说法差不多，因为标志位的前3位也是基本上不用的，所以会被算作保留位。

所以有些资料干脆说保留位6位，标志位6位。

1.3、TCP可靠传输

1.3.1、实现TCP可靠传输 -- 停止等待ARQ协议

ARQ（Automatic Repeat-reQuest）：自动重传请求。

1.假设A要发送给B发送3个包，如果发送第一个包M1时，B没有接收到。那么B就不会给A发送：确认收到M1包这个消息。然后A端等待接收这个消息，直到超时。然后就会重新发送M1包。

2.停止等待ARQ协议实现TCP可靠传输的两种情况：

（1）确认（信息）丢失：

B收到A发送的M1包，然后返回一个确认信息。但是这个确认收到M1信息在传输时，丢失了。那么A在等待超时后会在次发送一个M1包，此时B端接收后，就会收到两个M1包，B端会丢掉一个M1包，再返回确认收到M1包的信息给A端。

（2）确认（信息）迟到

B收到A发送的M1包，然后返回一个确认信息。但是这个确认收到M1信息可能因为线路或者网络问题传输的很慢，可能造成A端等待超时，再次发送M1包。B端接收到这第二个M1包后，发现已经收到过了，就会丢掉一个M1包，再次发送确认收到M1信息。

对于A端来说，收到B端发送的确认收到M1信息后，就会接着发送M2信息。之后可能还会再次收到确认收到M1信息。A端收到这个迟到的确认信息，发现之前收到过了，那么A端就会不响应这个信息。

3.停止等待ARQ协议能够保证TCP的可靠传输，但是因为必须等上一个数据传输结束，下一个信息才能传输，所以效率很低，正是因为有这些原因，所以提出了下面的改进。

1.3.2、改进：连续ARQ协议+滑动窗口协议+SACK选择性确认

1.连续ARQ：发送窗口中有4个分组，会一口气发送完然后再等待确认信息。而且确认信息，也只会发送确认收到最后一个分组的确认信息。等价于确认收到所有分组信息了。

2.滑动窗口：B这边有一个缓存窗口，用来暂时存放每次从A发送来的数据。这个窗口的大小会告诉A。窗口的大小，代表每次最多能能接收多少分组。发送方的窗口大小，一般是由接收方决定的。

3.图示一个传输过程：注意序号Seq和确认号ack，图中的ACK标志位有效的时候，TCP报文中的确认号ack才有效。

如上图所示的第二次A给B连续发送四个数据包的时候，发现了丢失，反码B给A的回复，就是“ACK=1，ack=601”也就是从丢包的位置开始上传，丢包的前面的包不需要在从新上传，后面的也不需要从新上传。

4.SACK选择性确认：Selective Acknowledgment

1.在TCP通信过程中，如果发送序列中间某个数据包丢失（比如1，2，3，4，5中的3丢失了）。

TCP会通过重传最后确认的分组（2）的后续分组（3，4，5）：收到的确认信息中的确认分组是2，那么发送端会重传3，4，5。这样原先已经正确传输的分组也可能重复发送（比如4，5），降低了TCP性能。

2.为改善上述情况，发展了SACK(Selective Acknowledgment)技术：

告诉发送方哪些数据丢失，哪些数据已经提前收到。可以使TCP只重新发送丢失的包（比如3），不用发送后续所有的分组（比如4，5）。

3.SACK信息会放在 TCP首部的选项部分：此时TCP首部的选项部分就是SACK选项。这样TCP的选项部分就使用上啦，TCP的首部就变长了。

1.3.3、抓包演示

（1）前面5个：发了5个分组。

前面5个包大小分别是312、1280、1280、1280、1280，并且返回的确认号都是748，说明用户端没有进行回应。

（2）后面1个：用户给服务器回复一个确认信息。

用户确认收到了5432字节，请给我发送5433及之后的字节，我的窗口大小是262400。

（3）注意服务器发给我的第一个包的Seq是1，但是其实这个序号是相对序号。

相对于谁的序号呢？注意到下面还有个原始(raw)序号，那么原始序号 - 相对序号 = 基准数。

3277832203 - 1 = 3277832202

看第二个包：得到基准数也是3277832202

（4）这个基准数其实是一个标识：标识这些连接属于同一个请求。这个值在TCP连接的时候创建的，并且告诉对方。

（5）序号部分放的是原始值Sequence Number(raw)，而不是相对值。

1.3.4、疑问解决

（1）如果一个包重传了N次还是失败，会一直持续重传到成功为止吗？

这个取决于操作系统的设置，比如有些操作系统，重传5次还未成功就会发送reset报文（RST）断开TCP。

即发送端超出一定的重传次数或等待时间，还没有收到来自接收端的确认报文，于是发送reset报文。

当RST=1时，表明连接出现严重错误，必须释放连接，然后再重新建立连接。

（2）如果接收窗口最多能接收4个包，但是发送方只发送了2个包，接收方如何确定后面还有没有第3个包呢？

等待一定时间后还是没有第3个包发过来，接收端就认为只传过来了2个包（无论是传输过程中丢包还是只有2 个包）。接收端就会返回确认信息：确认收到2个包。

（3）为什么选择在传输层就将数据“大卸八块”分成多个段，而不是等到网络层再分片传递给数据链路层？

因为可以提高重传的性能：需要明确的是，可靠传输是在传输层进行控制的，即没有收到确认信息后，发送端会重新发送这个报文段。

所以如果在传输层不分段，一旦出现数据丢失，整个传输层的数据都得重传。

如果在传输层分了段，一旦出现数据丢失，只需要重传丢失的那些段即可。

1.4、流量控制

（1）如果接收方的缓存区满了，发送方还是疯狂的发送数据，接收方只能把收到的数据包丢掉，大量的丢包会极大着浪费网络资源。所以要进行流量控制。

（2）什么是流量控制：让发送方的发送速率不要太快，让接收方来得及接收处理。

（3）缓存区和窗口是不同的概念：缓存区要比窗口大很多，每次收到一窗口大小的数据，会先放到缓存区中。

（4）原理：

通过确认报文中窗口字段来控制发送方的发送速率，也就是实时调整窗口大小。

发送方的发送窗口大小不能超过接收方给出的窗口大小

当发送方收到接收窗口的大小为0时，发送方就会停止发送数据。

（5）流量控制：特殊情况

1.有一种特殊情况：一开始接收方给发送方发送了报文段中的窗口字段值为0。后面，接收方又有了一些存储空间，会给发送方发送一个非0窗口的报文但是这个报文丢了。

2.结果就是：发送方一直认为接收方的窗口为0，不发送报文；接收方一直等不到数据，一直等待；双方陷入僵局。

3.解决方案：发送方主动询问窗口大小。

当发送方收到窗口为0的报文时，发送方会停止发送报文，但是同时会开启一个定时器，隔一段时间就发个测试报文去询问接收方最新的窗口大小。如果接收方的窗口大小还是0，则发送方会再次刷新启动这个定时器。

1.5、拥塞控制

1.5.1、什么是拥塞

1.如果一个路由器R3允许通过的最大带宽是1000M，此时R3路由器左侧又连接这个两个路由器R1和R2，R1的最大带宽是700M，R2的最大带宽是600M。那么此时就极有可能发生拥塞现象。

在理想情况下，R3能同时允许1000M的数据通过，但是R1和R2最多能通过1300M。此时就可能发生R3路由器来不及处理这么多数据，或者无法一次性通过这么多数据，就会造成拥塞现象。R3就会丢弃掉过载的数据包。

拥塞是指到达通信子网中某一部分的分组数量过多，使得该部分网络来不及处理，一致引起这个部分乃至整个网络性能下降的现象，严重时甚至会导致网络通信业务陷入停顿，即出现死锁现象。

2.理想情况和实际情况是不同的

如果某个链路的理想情况下的吞吐量是1000M，但是实际情况由于数据可能在传输过程中可能会互相干扰。往往实际负载在不到1000M时，该链路的吞吐量就达到最大了。

之后再加大负载就会造成拥塞。

1.5.2、拥塞控制

（1）防止过多的数据注入到网络中，避免网络中的路由器或链路过载。

（2）拥塞控制是一个全局性的过程（流量控制，是两端，点对点的控制过程）。

要整个链路来协同控制，涉及到所有的主机，路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素，是大家共同努力的结果。

1.5.3、几个单词缩写意思

（1）MSS（Maxium Segment Size）：每个段的数据部分的最大长度

两端建立连接时，会商定一个合适的MSS值，即MSS在建立连接时确定。

每个段数据部分最大值的理论值：1460字节.

抓包观察这个字段：

首先这个MSS段的数据部分的最大长度是在建立连接时确定的，那肯定是在三次握手时确定的：

当SYN=1，ACK=0时，表明这是一个建立连接的请求。

查看这个TCP报文的首部：发现TCP首部长度是32字节，所以有12字节在选项Options部分中。

在Options部分中发现了MSS字段且是1460（注意这个值不是固定的，两端发送的的TCP报文中这个值可能是不一样的）。

这个选项部分Options就是存放两端确定的一些东西：

比如MSS段的数据部分的最大长度，是否允许SACK 选择性确认（SACK permitted）

注意这个值不是固定的，两端发送的的TCP报文中这个值可能是不一样的。

比如A发给B的报文中MSS是1460，B发给A的报文中MSS是1412，那么此时MSS在两者中取最小值。为了兼顾两者，这样传输数据两者都能接收。

MSS在建立连接时确定（协商的）。

2.cwnd(congestion window)：拥塞窗口
- 进行拥塞控制，会动态的变化。
3.rwnd(receive window)：接收窗口
- 接收方告诉发送方，你最多一次能发送多少的TCP报文段。
4.swnd(send window)：发送窗口
- swnd = min(cwnd, rwnd)
- 实际发送方的发送窗口，取拥塞窗口和接收窗口的最小值。

1.5.4、拥塞控制的方法

（1）慢开始（slow start，慢启动）

加入一开始接收方告诉发送方的接收窗口rwnd=3000比较大，且MSS=100比较小。所以理论上发送方可以以口气发30个报文段给接收方。但是考虑到拥塞控制的话，拥塞窗口cwnd=100一开始会设置的比较小。那么发送窗口swnd会取拥塞窗口cwnd和接收窗口rwnd两者的最小值100，所以第一次会只发送1个报文段。

发送一个报文段后，发现网络状况良好。那么拥塞窗口会 * 2，cwnd=200。发送窗口取两者最小值为swnd=200，所以这次发送2个报文段。发现网络状况依然良好，拥塞窗口继续 * 2，cwnd=400。下一次发送4个报文段，如果网络状况依然良好的话，拥塞窗口cwnd * 2。

发送窗口缓慢增长，试探增长，慢慢开始。试探接收方的接收程度。

cwnd的初始值比较小，然后随着TCP报文段被接收方确认（收到一个ACK）而成倍增长（指数级）。

（2）拥塞避免（congestion avoidacne）

1.在慢开始的基础上，为拥塞窗口cwnd加上一个慢开始阈值slow start threshold，cwnd在到达阈值之前只要网络良好没有出现拥塞等状况，就会成指数增长（乘以2）；如果达到阈值而且网络状况依然良好，拥塞窗口cwnd会呈乘法级增长（每次加固定值）。

2.当出现拥塞时（发现开始丢包/报文段），就会把慢开始阈值slow start threshold减半，同时从头开始执行慢开始算法（cwnd从初始值开始）。

3.ssthresh(slow start threshold)：慢开始阈值，cwnd达到阈值后，以线性方式增长。

4.拥塞避免（加法增大）：拥塞窗口缓慢增大，以防止网络过早出现拥塞。

5.乘法减小：只要网络出现拥塞（发现开始丢包了），把ssthresh减半，与此同时，开始重新执行慢开始算法。

6.当网络出现频繁拥塞的话，ssthresh这个值会下降的很快。

（3）快速重传（fast restransmit）

1.之前的实现TCP可靠传输时，有一个重传机制是“超时重传”。在ARQ自动重传请求机制中，如果A等待接受B的确认消息，如果等待超时的话，就会重新发送上一个报文段。

2.快重传机制：在接收方和发送方都进行了限制

3.接收方：

之前的做法：A发送5个段给B时，B只有等A的5个都发送完时或最后一个段超时时，才给A发确认信息：我收到了哪些段。

快重传做法：当接收方收到第二个分组后，返回一个确认收到分组2。但是没有收到第三个分组，直接收到了分组4，即收到了一个失序的分组。那么在收到分组4后，会立即发出重复的确认（上一个确认信息）：确认收到了分组2。然后继续收到分组5，再次发送确认收到了分组2；然后继续收到分组6，再次发送确认收到了分组2。