TCP 协议灵魂 12 问,巩固你的网路底层基础!
作者:互联网
先亮出这篇文章的思维导图
TCP 作为传输层的协议,是一个软件工程师素养的体现,也是面试中经常被问到的知识点。
在此,我将 TCP 核心的一些问题梳理了一下,希望能帮到各位。
001. 能不能说一说 TCP 和 UDP 的区别?
首先概括一下基本的区别:TCP是一个面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层协议。
而UDP是一个面向无连接的传输层协议。(就这么简单,其它TCP的特性也就没有了)。
具体来分析,和 UDP
相比,TCP
有三大核心特性:
-
面向连接。所谓的连接,指的是客户端和服务器的连接,在双方互相通信之前,TCP 需要三次握手建立连接,而 UDP 没有相应建立连接的过程。
-
可靠性。TCP 花了非常多的功夫保证连接的可靠,这个可靠性体现在哪些方面呢?一个是有状态,另一个是可控制。
TCP 会精准记录哪些数据发送了,哪些数据被对方接收了,哪些没有被接收到,而且保证数据包按序到达,不允许半点差错。这是有状态。
当意识到丢包了或者网络环境不佳,TCP 会根据具体情况调整自己的行为,控制自己的发送速度或者重发。这是可控制。相应的,UDP 就是无状态
, 不可控
的。
- 面向字节流。UDP 的数据传输是基于数据报的,这是因为仅仅只是继承了 IP 层的特性,而 TCP 为了维护状态,将一个个 IP 包变成了字节流。
002: 说说 TCP 三次握手的过程?为什么是三次而不是两次、四次?
对应到 TCP 的三次握手,需要确认双方的两样能力: 发送的能力
和接收的能力
。
于是便会有下面的三次握手的过程:
从最开始双方都处于CLOSED
状态。然后服务端开始监听某个端口,进入了LISTEN
状态。
然后客户端主动发起连接,发送 SYN , 自己变成了SYN-SENT
状态。
服务端接收到,返回SYN
和ACK
(对应客户端发来的SYN),自己变成了SYN-REVD
。
之后客户端再发送ACK
给服务端,自己变成了ESTABLISHED
状态;服务端收到ACK
之后,也变成了ESTABLISHED
状态。
另外需要提醒你注意的是,从图中可以看出,SYN 是需要消耗一个序列号的,下次发送对应的 ACK 序列号要加1,为什么呢?只需要记住一个规则:
凡是需要对端确认的,一定消耗TCP报文的序列号。
SYN 需要对端的确认, 而 ACK 并不需要,因此 SYN 消耗一个序列号而 ACK 不需要。
为什么不是两次?
根本原因: 无法确认客户端的接收能力。
分析如下: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。
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。
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。
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。
003: 说说 TCP 四次挥手的过程
过程拆解
刚开始双方处于ESTABLISHED
状态。
客户端要断开了,向服务器发送 FIN
报文,在 TCP 报文中的位置如下图:
发送后客户端变成了FIN-WAIT-1
状态。
注意, 这时候客户端同时也变成了half-close(半关闭)
状态,即无法向服务端发送报文,只能接收。
服务端接收后向客户端确认,变成了CLOSED-WAIT
状态。客户端接收到了服务端的确认,变成了FIN-WAIT2
状态。
随后,服务端向客户端发送FIN
,自己进入LAST-ACK
状态,客户端收到服务端发来的FIN
后,自己变成了TIME-WAIT
状态,然后发送 ACK 给服务端。
注意了,这个时候,客户端需要等待足够长的时间,具体来说,是 2 个 MSL
(Maximum Segment Lifetime,报文最大生存时间
),
在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发请求,那么表示 ACK 成功到达,挥手结束,否则客户端重发 ACK。
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。
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。
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
。
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:
004: 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:
-
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。 -
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。
如何应对 SYN Flood 攻击?
- 增加 SYN 连接,也就是增加半连接队列的容量。
- 减少 SYN + ACK 重试次数,避免大量的超时重发。
- 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。
005: 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):
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:
- 在 SYN 报文中交换彼此的初始序列号。
- 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:
常用的可选项有以下几个:
- 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。
006: 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。
007: 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 会遇到的问题如下图所示:
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。
008: 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),每产生一次新的 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。
009: 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。
010: 能不能说说 TCP 的拥塞控制?
上一节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。
011: 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。
012. 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
snet.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。
标签:12,ACK,SYN,TCP,发送,服务端,网路,客户端 来源: https://www.cnblogs.com/Vincent-yuan/p/15652743.html