【计算机网络】TCP报文详解

认识TCP报头

其实协议的形式都是一个结构化的数据，TCP协议也不例外。一起来看看TCP协议的报头是怎么样的。

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以上就是TCP报头，实际上是一个结构化的数据，也就是一个结构体。例如：

struct tcp_hdr
{
    unsigned int stc_port : 16;
    unsigned int desc_port : 16; 
    unsigned int seq;
    unsigned int ack_seq;
    ....
};

目的端口号&&源端口号

其中16位源端口号，就是你当前发送报文的端口号。目的端口号则是目标主机的端口号。

这也就是我们在用accept时，能够获取连接套接字的同时，还能获取到对端主机的端口号(ip也获取到了，这个在网络层的时候解释)。而目的端口号也很好理解，因为端口号能够确定一台主机中唯一的一个进程。当你的报文被发送到对端主机的时候，就能够通过端口号去锁定对应的PCB进程。

4位首部长度

4位首部长度代表的是报头占多少大小，这回有人问了，4位不是 0000 - 1111 ，也就是 0 -15这个区间吗？

可是报头的基本大小都20了。实际上上，4位首部长度 * 4 才等于报头的实际大小。也就 0 - 60区间，报文长度默认是20字节，也就说明4位首部长度默认为5。

如何解包&&分用？

如何解包

还记得我们上面提到的4位首部长度吗？当TCP层收到TCP报文时，会先提取前20个字节。获得除了选项以外，报文的其他信息。随后再去查看4位首部长度，如果4位首部长度 * 4 大于20 。那么再减去20个字节，把剩余的字节提取出来，那么剩下的不就是我们TCP报文的有效载荷吗？

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如何分用？

还记得我们报头上有个目的端口号字段吗？在操作系统里，会存在一张hash表，而port则是对应的key值，value值就是我们的进程PCB。所以操作系统可以通过报文中的目的端口号，去找到该端口号绑定的进程PCB。

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找到了进程的PCB之后，PCB内部又有一个files_struct的结构体，里面有fd_arr[]数组，数组存储的是描述文件结构体的指针*file，数组的下标则是对应的文件描述符fd。而此时操作系统会创建一个新的文件，这个新的文件的下标就是我们经常见到的sock。而此时传输层并不知道sock是多少，但是当我们进行read的时候，会把sock传进去。此时传输层就知道了sock是多少，并找到PCB中sock对应的文件。把数据拷贝到该文的缓冲区。

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这其中还有很多细节，不过我们大致知道一个流程就行了。所以，数据是通过TCP层拷贝到sock套接字的文件缓冲区的！那么这也意味着，TCP内部也是有缓冲区的！因为客户什么时候从TCP上读取数据是不确定的！这就意味着TCP必须要有保存数据的能力！

TCP的可靠性

为什么网络传输的时候，会存在不可靠的问题？

很简单，因为距离太远！就好比你和你的室友说话，离的越近他听到的就越清除。如果你和他隔了50米说话，人家还能听清吗？人家听不清甚至听不到！这就是你发送的信息丢失了！而在网络中也一样，随着距离的变长，数据丢失的可能就越大。如果数据丢失了，那么我们是不是要采取相对应的策略。去解决这些问题呢？而解决这些问题就提高了可靠性。

不可靠问题常见的有哪些不可靠的场景？

1. 丢包

顾名思义，你的报文丢失了。也就是你的数据丢失了，这是一种不可靠的场景。

2. 乱序

这个也很好理解，比如你发送了5个报文，分别是以 1， 2 ，3 ，4 ，5的顺序发送的，可是对端接收却以5，2，3，4，1接收的。就好比你和你女神发：你喜欢我不。结果你女神那边却收到：我不喜欢你。这样你的爱情直接毁于一旦了，所以肯定是不可靠的。

3. 校验错误

就是检查你的报文有没有不合理的地方。

4. 重复

你发送了一条报文，但是你以为对方没收到，然后发送了多条报文。但是对方其实都收到了，就说明你发送了重复的报文，这也是不可靠的一种场景

当然，不可靠的场景还有很多，这里就不一一细说了。

确认应答机制

抛出一个问题：如果距离长了，存不存在绝对的可靠性？

先说结论，答案是不存在！

为什么呢？

就好比我们的A 和 B 说话，他俩之间隔了500米。A 对 B 说，你吃饭了吗？

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这时候B收到了消息，但是A并不知道B有没有收到消息。所以这时候B回了一句: 吃了！

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当A收到"吃了"这条消息的说话，A 可以肯定的是，他的上一条消息 "你吃饭了吗？"是被对方收到了的！但此时B并不知道A是否收到自己发送的消息。所以此时A又进行了回复。

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A向B发送"吃的什么呀？"，此时B也知道，他的上一条消息"吃了"是被A接收到了的！但此时A也并不知道自己新发的消息"吃的什么呀？"是否被B接收到。

再举个例子，你在宿舍叫你的室友。但是他没有一点反应，这就是你没有收到应答，你没有收到应答，是不是你就会认为他没听见？你会认为你的消息丢包了。所以你会再叫一遍。这时候他听到了，点了点头，或者看了你一眼，或者和你说话。这些都是对方听到你消息的一种应答。

通过上面的例子，我们可以得到结论：

1. 我们认为，只有收到了回复，我们才能100%确认对方收到了我们发送的历史消息

2. 双发通信，一定存在最新的数据没有应答！而最新的这一条消息无法保证可靠性！

32位序号与32位确认序号

32位序号代表TCP缓冲区的数组下标。每次发送时，都会把这个下标发给对端，当对端接收时，返回应答时，会填入32位确认序号。32位确认序号填的是这个序号之前的报文，已经全部收到了。

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而我们都知道，如果发送发出去的顺序和对端接收的顺序不一致，也就是乱序的。那么这是不可靠的，因为有可能是客户端发送一批报文，服务器再给出一批应答。这种情况TCP是不能保证接收的时候是有序接收的，而这时候就可以通过确认序号对接收来的报文进行排序，这样交给上层时就是有序的。也就是说按什么顺序发，就按什么顺序收。

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为什么报文不只设置一个序号？

为什么报文设置2个序号，而不是一个序号？反正也只是确认一下。这是因为TCP是全双工的！再保证自己接收数据的情况下也要发送数据！所以这也就意味着仅仅一个序号是不行的！

16位窗口大小

我们都知道，TCP是有缓冲区的。如果上层迟迟不拿数据，或者服务器压力太大。会导致缓冲区的数据不能及时取走，如果最后服务器的接收缓冲区已经被打满了。那么客户端是否还要发送数据呢？如果服务器的接收缓冲区快满了，那么你的客户端发送多少数据呢？如果服务器此时的缓冲区只剩下5个字节可用了。可是你的这一个TCP报文却发送了100字节。是不是意味着有95字节，没地方放了？所以为了保证合理的传输数据，就引入了16位窗口大小的概念。

而这个16位窗口大小，就是用来告诉对端，自己的接收能力！告诉对端，自己能接收多少数据，所以16位窗口大小填的是自己的接收长度！！然后对端收到这个报文后，知道了你的接收能力！就会根据你的接收能力给你传输适合大小的数据！

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6位标志位

我们要先明白6位标志位的意义是什么，我们都知道sock套接字再创建时都要指明它的协议类型，是udp通信还是tcp通信还是…所以我们的TCP报文也不例外，**我们的TCP报文也有类型！**而这个６位标志位就是代表着报文的类型。

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ACK标志位(acknowledgment)

ACK是一个确认应答标志位，我们上面说过。TCP最新的一条报文是无法保证可靠性的！所以如果你收到了对方的消息，你要告诉它你收到了！你就需要把ACK标志位由0置为1。再发生给对方后，对方就知道你收到了它的报文(这里会有丢包问题，后面的文章会讲解解决策略)。

SYN标志位(synchronization)

我们都知道TCP是面向连接的，而TCP的连接规则是三次握手。当你客户端向服务器发起连接时，那么TCP报文需要把SYN标志段设置为1。这样服务器接收到你这个报文时，就知道你是想和服务器建立连接。随后服务器会返回一个SYN + ACK都被设置了的报文，证明服务器收到了你的连接请求并和你建立连接。而这个过程就是TCP三次握手过程！具体的三次握手过程以及为什么要三次握手，后面会有详细讲解。

FIN标志位(finish)

我建立连接需要SYN标志位告诉服务器，我要建立连接了！

那么我们如果要断开连接时，是不是也要告诉服务器，我要断开连接了！(直接拔电源除外…)

所以当我们断开连接时，客户端(一般由客户端主动断开连接)会向服务器发送FIN为1的标志位的报文。告诉服务器，客户端要断开连接了！随后服务器给你应答后，也会给你发送一个FIN报文。你再给服务器发送ACK确认后，那么连接就断开了，这个过程也就是四次挥手。四次挥手详细过程后面会有讲解。

URG标志位(urgent)

我们上面说了32位序号可以用来对报文排序，让报文有序的交付给上层。但是如果有的报文想搞特殊，想插队咋办？那们只需要把TCP报文的URG标志位设置位1。这样TCP收到这个报文不会把这个报文加入排序，而是立即处理这个报文。

而这个报文需要被尽快处理的数据在哪？

TCP报文中还有一个字段，那就是16位紧急指针

这个指针存的是在有效载荷中的偏移量！

那么紧急处理的数据占多少个字节呢？答案是1个字节！而这个数据我们称之为带外数据

用到URG标志位的场景非常的少，很少会用到。如果你想服务器立马区帮你完成某一件事，你可以用上URG标志位。带外数据设置为 0，则返回服务器的健康状态…，设置为1，则去调用一个进程…等等。

PSH标志位(push)

当对端的接收缓冲区已经满了的时候，而你这边的会定时的发送TCP报文，收到对方的应答之后去查看对方的接收能力。可是试了几次，对方还是无法接收你报文的时候。这边已经忍无可忍了，就会把PSH设置为1，去催促对端让对端把数据赶紧取走。如果你是故意不read的，那没办法，人家也拿你没办法。我们都知道read会等待条件是否就绪，如果条件不就绪就会阻塞。而当收到带有PSH被设置的报文时，就会尽快的让read的等待条件就绪，以至于让上层读取数据后恢复自己的接收能力。这样这边的数据就可以发送了。所以，PSH就是让对端的read条件尽快就绪！ 具体细节和多路转接有关，后面的博客会更新多路转接相关的知识。

RST标志位(reset)

我们上面说过，当程序结束时，要断开连接。但是有人不按套路出牌，直接拔电源让电脑关机。这样就没机会发送断开连接的报文。所以就会出现一种场景，就是服务器和客户端已经建立了连接。但是服务器直接操作系统重启了，也没来得及断开连接。而此时客户端也没有给服务器发送消息。等到服务器主机重启后重新运行服务进程时，你的客户端此时还认为是和服务器建立了连接的，但此时服务器刚刚重启，不认得客户端。所以客户端给服务器发送报文时，此时的服务器就很奇怪。对端怎么直接把报文发过来了？不是要先建立连接吗？所以此时服务器就会在应答报文上设置RST标志位。意思就是连接重置！

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