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1.TCP基础知识
1.1.TCP 头格式
1.2.TCP协议介绍
1.3.UDP协议介绍
1.4.TCP 和 UDP 区别
1.5.TCP 和 UDP 应用场景
1.6.计算机网络相关术语#xff08;缩写#xff09;
2.TCP 连接建立#xff1a;三次握手
2.1.TCP 三次握手过程
2.2.三次握手原理
2.3.异常分析…
目录
1.TCP基础知识
1.1.TCP 头格式
1.2.TCP协议介绍
1.3.UDP协议介绍
1.4.TCP 和 UDP 区别
1.5.TCP 和 UDP 应用场景
1.6.计算机网络相关术语缩写
2.TCP 连接建立三次握手
2.1.TCP 三次握手过程
2.2.三次握手原理
2.3.异常分析
3.TCP 连接断开四次挥手
3.1.TCP 四次挥手过程
3.2.四次挥手原理
3.3.TIME_WAIT 等待时间 2MSL
3.4.异常分析
4.Socket 编程 1.TCP基础知识
1.1.TCP 头格式
TCP首部包括20字节的固定首部部分及长度可变的其他选项所以TCP首部长度可变。20个字节又分为5部分每部分4个字节32位如图中的前5行每行表示32位。
TCP 头格式图如下所示 1源端口和目的端口字段各占 2 字节16位。端口是运输层与应用层的服务接口。运输层的复用和分用功能都要通过端口才能实现。
2序列号在建立连接时由计算机生成的随机数作为其初始值通过 SYN 包传给接收端主机每发送一次数据就「累加」一次该「数据字节数」的大小。用来解决网络包乱序问题。
3确认应答号指下一次「期望」收到的数据的序列号发送端收到这个确认应答以后可以认为在这个序号以前的数据都已经被正常接收。用来解决丢包的问题。
4控制位 ACK该位为 1 时「确认应答」的字段变为有效TCP 规定除了最初建立连接时的 SYN 包之外该位必须设置为 1 。 RST该位为 1 时表示 TCP 连接中出现异常必须强制断开连接。 SYN该位为 1 时表示希望建立连接并在其「序列号」的字段进行序列号初始值的设定。 FIN该位为 1 时表示今后不会再有数据发送希望断开连接。当通信结束希望断开连接时通信双方的主机之间就可以相互交换 FIN 位为 1 的 TCP 段。 紧急 URG —— 当 URG 1 时表明紧急指针字段有效。它告诉系统此报文段中有紧急数据应尽快传送(相当于高优先级的数据)。 即URG1的数据包不用排队直接优先传输。
5数据偏移即首部长度占 4 位它指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远也就是TCP首部的长度。“数据偏移”的单位是 32 位字以 4 字节为计算单位最大1111表示15x460个字节即表示TCP首部最大长度为60个字节因此“选项”部分最多40个字节。
6保留字段占 6 位保留为今后使用但目前应置为 0。
7窗口字段 占 2 字节用来让对方设置发送窗口的依据单位为字节。
8检验和 占 2 字节。检验和字段检验的范围包括首部和数据这两部分。在计算检验和时要在TCP 报文段的前面加上 12 字节的伪首部。
9紧急指针字段 占 16 位指出在本报文段中紧急数据共有多少个字节紧急数据放在本报文段数据的最前面。
以上头部在TCP报文段的结构关系图如下所示 1.2.TCP协议介绍
IP 层是「不可靠」的它不保证网络包的交付、不保证网络包的按序交付、也不保证网络包中的数据的完整性。 如果需要保障网络数据包的可靠性那么就需要由上层传输层的 TCP 协议来负责。
因为 TCP 是一个工作在传输层的可靠数据传输的服务它能确保接收端接收的网络包是无损坏、无间隔、非冗余和按序的。
什么是 TCP
TCP 是面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议。 面向连接一定是「一对一」才能连接不能像 UDP 协议可以一个主机同时向多个主机发送消息也就是一对多是无法做到的 可靠的无论的网络链路中出现了怎样的链路变化TCP 都可以保证一个报文一定能够到达接收端 字节流用户消息通过 TCP 协议传输时消息可能会被操作系统「分组」成多个的 TCP 报文如果接收方的程序如果不知道「消息的边界」是无法读出一个有效的用户消息的。并且 TCP 报文是「有序的」当「前一个」TCP 报文没有收到的时候即使它先收到了后面的 TCP 报文那么也不能扔给应用层去处理同时对「重复」的 TCP 报文会自动丢弃。
什么是 TCP 连接
简单来说就是用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息这些信息的组合包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。
所以我们可以知道建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务端端达成上述三个信息的共识。 Socket由 IP 地址和端口号组成 序列号用来解决乱序问题等 窗口大小用来做流量控制
如何唯一确定一个 TCP 连接呢
TCP 四元组可以唯一的确定一个连接四元组包括如下 源地址 源端口 目的地址 目的端口 源地址和目的地址的字段32位是在 IP 头部中作用是通过 IP 协议发送报文给对方主机。
源端口和目的端口的字段16位是在 TCP 头部中作用是告诉 TCP 协议应该把报文发给哪个进程。 有一个 IP 的服务端监听了一个端口它的 TCP 的最大连接数是多少 服务端通常固定在某个本地端口上监听等待客户端的连接请求。
因此客户端 IP 和 端口是可变的其理论值计算公式如下: 最大TCP连接数 客户端的IP数 × 客户端的端口数 对 IPv4客户端的 IP 数最多为 2 的 32 次方客户端的端口数最多为 2 的 16 次方也就是服务端单机最大 TCP 连接数约为 2 的 48 次方。
当然服务端最大并发 TCP 连接数远不能达到理论上限会受以下因素影响
文件描述符限制
每个 TCP 连接都是一个文件如果文件描述符被占满了会发生 too many open files。Linux 对可打开的文件描述符的数量分别作了三个方面的限制 系统级当前系统可打开的最大数量通过 cat /proc/sys/fs/file-max 查看 用户级指定用户可打开的最大数量通过 cat /etc/security/limits.conf 查看 进程级单个进程可打开的最大数量通过 cat /proc/sys/fs/nr_open 查看
内存限制每个 TCP 连接都要占用一定内存操作系统的内存是有限的如果内存资源被占满后会发生 OOM。
1.3.UDP协议介绍
UDP 不提供复杂的控制机制利用 IP 提供面向「无连接」的通信服务。
UDP 协议真的非常简头部只有 8 个字节 64 位UDP 的头部格式如下 目标和源端口主要是告诉 UDP 协议应该把报文发给哪个进程。 包长度该字段保存了 UDP 首部的长度跟数据的长度之和。 校验和校验和是为了提供可靠的 UDP 首部和数据而设计防止收到在网络传输中受损的 UDP包。
1.4.TCP 和 UDP 区别
1. 连接 TCP 是面向连接的传输层协议传输数据前先要建立连接。 UDP 是不需要连接即刻传输数据。
2. 服务对象 TCP 是一对一的两点服务即一条连接只有两个端点。 UDP 支持一对一、一对多、多对多的交互通信
3. 可靠性 TCP 是可靠交付数据的数据可以无差错、不丢失、不重复、按序到达。 UDP 是尽最大努力交付不保证可靠交付数据。但是我们可以基于 UDP 传输协议实现一个可靠的传输协议比如 QUIC 协议
4. 拥塞控制、流量控制 TCP 有拥塞控制和流量控制机制保证数据传输的安全性。 UDP 则没有即使网络非常拥堵了也不会影响 UDP 的发送速率。
5. 首部开销 TCP 首部长度较长会有一定的开销首部在没有使用「选项」字段时是 20 个字节如果使用了「选项」字段则会变长的。 UDP 首部只有 8 个字节并且是固定不变的开销较小。
6. 传输方式 TCP 是流式传输没有边界但保证顺序和可靠。 UDP 是一个包一个包的发送是有边界的但可能会丢包和乱序。
7. 分片不同 TCP 的数据大小如果大于 MSS 大小则会在传输层进行分片目标主机收到后也同样在传输层组装 TCP 数据包如果中途丢失了一个分片只需要传输丢失的这个分片。 UDP 的数据大小如果大于 MTU 大小则会在 IP 层进行分片目标主机收到后在 IP 层组装完数据接着再传给传输层。
1.5.TCP 和 UDP 应用场景
由于 TCP 是面向连接能保证数据的可靠性交付因此经常用于 FTP 文件传输 HTTP / HTTPS
由于 UDP 面向无连接它可以随时发送数据再加上 UDP 本身的处理既简单又高效因此经常用于 包总量较少的通信如 DNS 、SNMP 等 视频、音频等多媒体通信 广播通信 为什么 UDP 头部没有「首部长度」字段而 TCP 头部有「首部长度」字段呢 原因是 TCP 有可变长的「选项」字段而 UDP 头部长度则是不会变化的无需多一个字段去记录 UDP 的首部长度。 为什么 UDP 头部有「包长度」字段而 TCP 头部则没有「包长度」字段呢 先说说 TCP 是如何计算负载数据长度
其中 IP 总长度 和 IP 首部长度在 IP 首部格式是已知的。TCP 首部长度则是在 TCP 首部格式已知的所以就可以求得 TCP 数据的长度。
大家这时就奇怪了问“ UDP 也是基于 IP 层的呀那 UDP 的数据长度也可以通过这个公式计算呀 为何还要有「包长度」呢”
这么一问确实感觉 UDP 「包长度」是冗余的。
因为为了网络设备硬件设计和处理方便首部长度需要是 4字节的整数倍。
如果去掉 UDP 「包长度」字段那 UDP 首部长度就不是 4 字节的整数倍了所以小林觉得这可能是为了补全 UDP 首部长度是 4 字节的整数倍才补充了「包长度」字段。
TCP 和 UDP 可以使用同一个端口吗
答案是可以的。
在数据链路层中通过 MAC 地址来寻找局域网中的主机。在网际层中通过 IP 地址来寻找网络中互连的主机或路由器。在传输层中需要通过端口进行寻址来识别同一计算机中同时通信的不同应用程序。
所以传输层的「端口号」的作用是为了区分同一个主机上不同应用程序的数据包。
传输层有两个传输协议分别是 TCP 和 UDP在内核中是两个完全独立的软件模块。
当主机收到数据包后可以在 IP 包头的「协议号」字段知道该数据包是 TCP/UDP所以可以根据这个信息确定送给哪个模块TCP/UDP处理送给 TCP/UDP 模块的报文根据「端口号」确定送给哪个应用程序处理。 1.6.计算机网络相关术语缩写 MTU
Maximum Transfer Unit 最大传输单元
链路层的帧frame中的数据部分的最大字节数
以太网中的一般为1500字节 MSS
Maximum Segment Size 最大报文段大小
TCP的报文段中的数据部分的最大字节数MTU减去IPv4的Header和TCP的Header
IPv4的Header和TCP的Header一般都是20字节则MSS1500-20-20 1460字节 MSL
Maximum Segment Lifetime 报文最大生存时间
报文在网络上存在的最长时间TCP四次挥手是主动断开连接的一方再发送完最后一个ACK后进入TIME_WAIT状态时需要等待2MSL时间后才变成CLOSED状态
RFC 793建议为2分钟 RTT
Round-Trip Time
从发送端发送数据开始到发送端收到来自接收端的确认接收端收到数据后便立即发送确认总共经历的时延
TCP中保留了RTT的加权平均值RTTS下标S表示Smoothed
对于i1RTTS[i]新RTT样本
对于i1RTTS[i](1-a) * RTTS[i-1] a * 新RTT样本RFC2988建议a1/8 TTL
Time To Live
该字段指定IP包被路由器丢弃之前允许通过的最大网段数量。TTL是IPv4包头的一个8 bit字段。 RTO
Retransmission Timeout 超时重传时间
TCP中触发超时重传机制的时间应略大于RTT
RFC2988中建议RTO RTTS 4 * RTTD
RTTD时RTT的偏差的加权平均值
对于i1RTTD[i] 新RTT样本/2
对于i1RTTD[i] (1 - b) * RTTD[i-1] b * | 新RTT样本 - RTTD[i] |建议b1/4
2.TCP 连接建立三次握手
2.1.TCP 三次握手过程
TCP 是面向连接的协议所以使用 TCP 前必须先建立连接而建立连接是通过三次握手来进行的。三次握手的过程如下图 一开始客户端和服务端都处于 CLOSE 状态。先是服务端主动监听某个端口处于 LISTEN 状态 客户端会随机初始化序号client_isn将此序号置于 TCP 首部的「序号」字段中同时把 SYN 标志位置为 1 表示 SYN 报文。接着把第一个 SYN 报文发送给服务端表示向服务端发起连接该报文不包含应用层数据之后客户端处于 SYN-SENT 状态。 服务端收到客户端的 SYN 报文后首先服务端也随机初始化自己的序号server_isn将此序号填入 TCP 首部的「序号」字段中其次把 TCP 首部的「确认应答号」字段填入 client_isn 1, 接着把 SYN 和 ACK 标志位置为 1。最后把该报文发给客户端该报文也不包含应用层数据之后服务端处于 SYN-RCVD 状态。 客户端收到服务端报文后还要向服务端回应最后一个应答报文首先该应答报文 TCP 首部 ACK 标志位置为 1 其次「确认应答号」字段填入 server_isn 1 最后把报文发送给服务端这次报文可以携带客户到服务端的数据之后客户端处于 ESTABLISHED 状态。 服务端收到客户端的应答报文后也进入 ESTABLISHED 状态。
一旦完成三次握手双方都处于ESTABLISHED状态此时连接就已建立完成客户端和服务端就可以相互发送数据了。
2.2.三次握手原理
相信大家比较常回答的是“因为三次握手才能保证双方具有接收和发送的能力。”
这回答是没问题但这回答是片面的并没有说出主要的原因。
在前面我们知道了什么是 TCP 连接 用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息这些信息的组合包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。 所以重要的是为什么三次握手才可以初始化Socket、序列号和窗口大小并建立 TCP 连接。
接下来以三个方面分析三次握手的原因 三次握手才可以阻止重复历史连接的初始化主要原因 三次握手才可以同步双方的初始序列号 三次握手才可以避免资源浪费
原因一避免历史连接
三次握手
简单来说三次握手的首要原因是为了防止旧的重复连接初始化造成混乱。
我们考虑一个场景客户端先发送了 SYNseq 90 报文然后客户端宕机了而且这个 SYN 报文还被网络阻塞了服务端并没有收到接着客户端重启后又重新向服务端建立连接发送了 SYNseq 100 报文注意不是重传 SYN重传的 SYN 的序列号是一样的。
看看三次握手是如何阻止历史连接的
客户端连续发送多次 SYN 都是同一个四元组建立连接的报文在网络拥堵情况下 一个「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端那么此时服务端就会回一个 SYN ACK 报文给客户端此报文中的确认号是 81801。 客户端收到后发现自己期望收到的确认号应该是 2001而不是 80 1于是就会回 RST 报文。 服务端收到 RST 报文后就会释放连接。 后续最新的 SYN 抵达了服务端后客户端与服务端就可以正常的完成三次握手了。
上述中的「旧 SYN 报文」称为历史连接TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因就是防止「历史连接」初始化了连接。
两次握手
如果是两次握手连接就无法阻止历史连接那为什么 TCP 两次握手为什么无法阻止历史连接呢
我先直接说结论主要是因为在两次握手的情况下服务端没有中间状态给客户端来阻止历史连接导致服务端可能建立一个历史连接造成资源浪费。
你想想在两次握手的情况下服务端在收到 SYN 报文后就进入 ESTABLISHED 状态意味着这时可以给对方发送数据但是客户端此时还没有进入 ESTABLISHED 状态假设这次是历史连接客户端判断到此次连接为历史连接那么就会回 RST 报文来断开连接而服务端在第一次握手的时候就进入 ESTABLISHED 状态所以它可以发送数据的但是它并不知道这个是历史连接它只有在收到 RST 报文后才会断开连接。 可以看到如果采用两次握手建立 TCP 连接的场景下服务端在向客户端发送数据前并没有阻止掉历史连接导致服务端建立了一个历史连接又白白发送了数据妥妥地浪费了服务端的资源。
因此要解决这种现象最好就是在服务端发送数据前也就是建立连接之前要阻止掉历史连接这样就不会造成资源浪费而要实现这个功能就需要三次握手。
所以TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因是防止「历史连接」初始化了连接。
原因二同步双方初始序列号
TCP 协议的通信双方 都必须维护一个「序列号」 序列号是可靠传输的一个关键因素它的作用 接收方可以去除重复的数据 接收方可以根据数据包的序列号按序接收 可以标识发送出去的数据包中 哪些是已经被对方收到的通过 ACK 报文中的序列号知道
可见序列号在 TCP 连接中占据着非常重要的作用所以当客户端发送携带「初始序列号」的 SYN 报文的时候需要服务端回一个 ACK 应答报文表示客户端的 SYN 报文已被服务端成功接收那当服务端发送「初始序列号」给客户端的时候依然也要得到客户端的应答回应这样一来一回才能确保双方的初始序列号能被可靠的同步。
四次握手其实也能够可靠的同步双方的初始化序号但由于第二步和第三步可以优化成一步所以就成了「三次握手」。
而两次握手只保证了一方的初始序列号能被对方成功接收没办法保证双方的初始序列号都能被确认接收。
原因三避免资源浪费
如果只有「两次握手」当客户端发生的 SYN 报文在网络中阻塞客户端没有接收到 ACK 报文就会重新发送 SYN 由于没有第三次握手服务端不清楚客户端是否收到了自己回复的 ACK 报文所以服务端每收到一个 SYN 就只能先主动建立一个连接这会造成什么情况呢
如果客户端发送的 SYN 报文在网络中阻塞了重复发送多次 SYN 报文那么服务端在收到请求后就会建立多个冗余的无效链接造成不必要的资源浪费。 即两次握手会造成消息滞留情况下服务端重复接受无用的连接请求 SYN 报文而造成重复分配资源。
2.3.异常分析
TCP 建立连接时通过三次握手能防止历史连接的建立能减少双方不必要的资源开销能帮助双方同步初始化序列号。序列号能够保证数据包不重复、不丢弃和按序传输。
不使用「两次握手」和「四次握手」的原因 两次握手无法防止历史连接的建立会造成双方资源的浪费也无法可靠的同步双方序列号 四次握手三次握手就已经理论上最少可靠连接建立所以不需要使用更多的通信次数。
为什么每次建立 TCP 连接时初始化的序列号都要求不一样呢
主要原因有两个方面 为了防止历史报文被下一个相同四元组的连接接收主要方面 为了安全性防止黑客伪造的相同序列号的 TCP 报文被对方接收
接下来详细说说第一点。
假设每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都是从 0 开始 过程如下 客户端和服务端建立一个 TCP 连接在客户端发送数据包被网络阻塞了然后超时重传了这个数据包而此时服务端设备断电重启了之前与客户端建立的连接就消失了于是在收到客户端的数据包的时候就会发送 RST 报文。 紧接着客户端又与服务端建立了与上一个连接相同四元组的连接 在新连接建立完成后上一个连接中被网络阻塞的数据包正好抵达了服务端刚好该数据包的序列号正好是在服务端的接收窗口内所以该数据包会被服务端正常接收就会造成数据错乱。
可以看到如果每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都是一样的话很容易出现历史报文被下一个相同四元组的连接接收的问题。
如果每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都「不一样」就有大概率因为历史报文的序列号「不在」对方接收窗口从而很大程度上避免了历史报文比如下图 相反如果每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都「一样」就有大概率遇到历史报文的序列号刚「好在」对方的接收窗口内从而导致历史报文被新连接成功接收。
所以每次初始化序列号不一样很大程度上能够避免历史报文被下一个相同四元组的连接接收。
第一次握手丢失了会发生什么
当客户端想和服务端建立 TCP 连接的时候首先第一个发的就是 SYN 报文然后进入到 SYN_SENT 状态。
在这之后如果客户端迟迟收不到服务端的 SYN-ACK 报文第二次握手就会触发「超时重传」机制重传 SYN 报文而且重传的 SYN 报文的序列号都是一样的。
不同版本的操作系统可能超时时间不同有的 1 秒的也有 3 秒的这个超时时间是写死在内核里的如果想要更改则需要重新编译内核比较麻烦。 这个超时重传时间叫 RTORetransmission Timeout TCP中触发超时重传机制的时间应略大于RTT不同操作系统设定不同在当前案例中假设1s左右 当客户端在 1 秒后没收到服务端的 SYN-ACK 报文后客户端就会重发 SYN 报文那到底重发几次呢
在 Linux 里客户端的 SYN 报文最大重传次数由 tcp_syn_retries内核参数控制这个参数是可以自定义的默认值一般是 5。 # cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_syn_retries 5 通常第一次超时重传是在 1 秒后第二次超时重传是在 2 秒第三次超时重传是在 4 秒后第四次超时重传是在 8 秒后第五次是在超时重传 16 秒后。没错每次超时的时间是上一次的 2 倍。
当第五次超时重传后会继续等待 32 秒如果服务端仍然没有回应 ACK客户端就不再发送 SYN 包然后断开 TCP 连接。
所以总耗时是 1248163263 秒大约 1 分钟左右。
举个例子假设 tcp_syn_retries 参数值为 3那么当客户端的 SYN 报文一直在网络中丢失时会发生下图的过程 具体过程 当客户端超时重传 3 次 SYN 报文后由于 tcp_syn_retries 为 3已达到最大重传次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到服务端的第二次握手SYN-ACK 报文那么客户端就会断开连接。
第二次握手丢失了会发生什么
当服务端收到客户端的第一次握手后就会回 SYN-ACK 报文给客户端这个就是第二次握手此时服务端会进入 SYN_RCVD 状态。
第二次握手的 SYN-ACK 报文其实有两个目的 第二次握手里的 ACK 是对第一次握手的确认报文 第二次握手里的 SYN是服务端发起建立 TCP 连接的报文
所以如果第二次握手丢了就会发生比较有意思的事情具体会怎么样呢
因为第二次握手报文里是包含对客户端的第一次握手的 ACK 确认报文所以如果客户端迟迟没有收到第二次握手那么客户端就觉得可能自己的 SYN 报文第一次握手丢失了于是客户端就会触发超时重传机制重传 SYN 报文。
然后因为第二次握手中包含服务端的 SYN 报文所以当客户端收到后需要给服务端发送 ACK 确认报文第三次握手服务端才会认为该 SYN 报文被客户端收到了。
那么如果第二次握手丢失了服务端就收不到第三次握手于是服务端这边会触发超时重传机制重传 SYN-ACK 报文。
在 Linux 下SYN-ACK 报文的最大重传次数由 tcp_synack_retries内核参数决定默认值是 5。 # cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries 5 因此当第二次握手丢失了客户端和服务端都会重传 客户端会重传 SYN 报文也就是第一次握手最大重传次数由 tcp_syn_retries内核参数决定 服务端会重传 SYN-ACK 报文也就是第二次握手最大重传次数由 tcp_synack_retries 内核参数决定。
举个例子假设 tcp_syn_retries 参数值为 1tcp_synack_retries 参数值为 2那么当第二次握手一直丢失时发生的过程如下图 具体过程 当客户端超时重传 1 次 SYN 报文后由于 tcp_syn_retries 为 1已达到最大重传次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到服务端的第二次握手SYN-ACK 报文那么客户端就会断开连接。 当服务端超时重传 2 次 SYN-ACK 报文后由于 tcp_synack_retries 为 2已达到最大重传次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到客户端的第三次握手ACK 报文那么服务端就会断开连接。
第三次握手丢失了会发生什么
客户端收到服务端的 SYN-ACK 报文后就会给服务端回一个 ACK 报文也就是第三次握手此时客户端状态进入到 ESTABLISH 状态。
因为这个第三次握手的 ACK 是对第二次握手的 SYN 的确认报文所以当第三次握手丢失了如果服务端那一方迟迟收不到这个确认报文就会触发超时重传机制重传 SYN-ACK 报文直到收到第三次握手或者达到最大重传次数。
注意ACK 报文是不会有重传的当 ACK 丢失了就由对方重传对应的报文。
举个例子假设 tcp_synack_retries 参数值为 2那么当第三次握手一直丢失时发生的过程如下图 3.TCP 连接断开四次挥手
3.1.TCP 四次挥手过程
天下没有不散的宴席对于 TCP 连接也是这样 TCP 断开连接是通过四次挥手方式。
双方都可以主动断开连接断开连接后主机中的「资源」将被释放四次挥手的过程如下图 客户端打算关闭连接此时会发送一个 TCP 首部 FIN 标志位被置为 1 的报文也即 FIN 报文之后客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。 服务端收到该报文后就向客户端发送 ACK 应答报文接着服务端进入 CLOSE_WAIT 状态。 客户端收到服务端的 ACK 应答报文后之后进入 FIN_WAIT_2 状态。 等待服务端处理完数据后也向客户端发送 FIN 报文之后服务端进入 LAST_ACK 状态。 客户端收到服务端的 FIN 报文后回一个 ACK 应答报文之后进入 TIME_WAIT 状态 服务端收到了 ACK 应答报文后就进入了 CLOSE 状态至此服务端已经完成连接的关闭。 客户端在经过 2MSL 一段时间后自动进入 CLOSE 状态至此客户端也完成连接的关闭。
你可以看到每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK因此通常被称为四次挥手。
这里一点需要注意是主动关闭连接的才有 TIME_WAIT 状态。
3.2.四次挥手原理
TCP协议是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的运输层通信协议。TCP是全双工模式 这就意味着关闭连接时客户端向服务端发送 FIN 时仅仅表示客户端不再发送数据了但是客户端还能接收服务端的数据。 服务端收到客户端的 FIN 报文时先回一个 ACK 应答报文但此时服务端可能还有数据需要处理和发送等服务端不再发送数据时才发送 FIN 报文给客户端来表示同意现在关闭连接。
从上面过程可知服务端通常需要等待完成数据的发送和处理所以服务端的 ACK 和 FIN 一般都会分开发送因此是需要四次挥手。
简单地说前 2 次挥手用于关闭一个方向的数据通道后两次挥手用于关闭另外一个方向的数据通道。 注意在特定情况下四次挥手是可以变成三次挥手的 第一次挥手丢失了会发生什么
当客户端主动关闭方调用 close 函数后就会向服务端发送 FIN 报文试图与服务端断开连接此时客户端的连接进入到 FIN_WAIT_1 状态。
正常情况下如果能及时收到服务端被动关闭方的 ACK则会很快变为 FIN_WAIT2状态。
如果第一次挥手丢失了那么客户端迟迟收不到被动方的 ACK 的话也就会触发超时重传机制重传 FIN 报文重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制。
当客户端重传 FIN 报文的次数超过 tcp_orphan_retries 后就不再发送 FIN 报文则会在等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到第二次挥手那么直接进入到 close 状态。
举个例子假设 tcp_orphan_retries 参数值为 3当第一次挥手一直丢失时发生的过程如下图 具体过程 当客户端超时重传 3 次 FIN 报文后由于 tcp_orphan_retries 为 3已达到最大重传次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到服务端的第二次挥手ACK报文那么客户端就会断开连接。
第二次挥手丢失了会发生什么
当服务端收到客户端的第一次挥手后就会先回一个 ACK 确认报文此时服务端的连接进入到 CLOSE_WAIT 状态。
在前面我们也提了ACK 报文是不会重传的所以如果服务端的第二次挥手丢失了客户端就会触发超时重传机制重传 FIN 报文直到收到服务端的第二次挥手或者达到最大的重传次数。
举个例子假设 tcp_orphan_retries 参数值为 2当第二次挥手一直丢失时发生的过程如下图 具体过程 当客户端超时重传 2 次 FIN 报文后由于 tcp_orphan_retries 为 2已达到最大重传次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到服务端的第二次挥手ACK 报文那么客户端就会断开连接。
这里提一下当客户端收到第二次挥手也就是收到服务端发送的 ACK 报文后客户端就会处于 FIN_WAIT2 状态在这个状态需要等服务端发送第三次挥手也就是服务端的 FIN 报文。
对于 close 函数关闭的连接由于无法再发送和接收数据所以FIN_WAIT2 状态不可以持续太久而 tcp_fin_timeout 控制了这个状态下连接的持续时长默认值是 60 秒。
这意味着对于调用 close 关闭的连接如果在 60 秒后还没有收到 FIN 报文客户端主动关闭方的连接就会直接关闭如下图 但是注意如果主动关闭方使用 shutdown 函数关闭连接指定了只关闭发送方向而接收方向并没有关闭那么意味着主动关闭方还是可以接收数据的。
此时如果主动关闭方一直没收到第三次挥手那么主动关闭方的连接将会一直处于 FIN_WAIT2 状态tcp_fin_timeout 无法控制 shutdown 关闭的连接。如下图 第三次挥手丢失了会发生什么
当服务端被动关闭方收到客户端主动关闭方的 FIN 报文后内核会自动回复 ACK同时连接处于 CLOSE_WAIT 状态顾名思义它表示等待应用进程调用 close 函数关闭连接。
此时内核是没有权利替代进程关闭连接必须由进程主动调用 close 函数来触发服务端发送 FIN 报文。
服务端处于 CLOSE_WAIT 状态时调用了 close 函数内核就会发出 FIN 报文同时连接进入 LAST_ACK 状态等待客户端返回 ACK 来确认连接关闭。
如果迟迟收不到这个 ACK服务端就会重发 FIN 报文重发次数仍然由 tcp_orphan_retries 参数控制这与客户端重发 FIN 报文的重传次数控制方式是一样的。
举个例子假设 tcp_orphan_retries 3当第三次挥手一直丢失时发生的过程如下图 具体过程 当服务端重传第三次挥手报文的次数达到了 3 次后由于 tcp_orphan_retries 为 3达到了重传最大次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到客户端的第四次挥手ACK报文那么服务端就会断开连接。 客户端因为是通过 close 函数关闭连接的处于 FIN_WAIT_2 状态是有时长限制的如果 tcp_fin_timeout 时间内还是没能收到服务端的第三次挥手FIN 报文那么客户端就会断开连接。
第四次挥手丢失了会发生什么
当客户端收到服务端的第三次挥手的 FIN 报文后就会回 ACK 报文也就是第四次挥手此时客户端连接进入 TIME_WAIT 状态。
在 Linux 系统TIME_WAIT 状态会持续 2MSL 后才会进入关闭状态。
然后服务端被动关闭方没有收到 ACK 报文前还是处于 LAST_ACK 状态。
如果第四次挥手的 ACK 报文没有到达服务端服务端就会重发 FIN 报文重发次数仍然由前面介绍过的 tcp_orphan_retries 参数控制。
举个例子假设 tcp_orphan_retries 为 2当第四次挥手一直丢失时发生的过程如下 具体过程 当服务端重传第三次挥手报文达到 2 时由于 tcp_orphan_retries 为 2 达到了最大重传次数于是再等待一段时间时间为上一次超时时间的 2 倍如果还是没能收到客户端的第四次挥手ACK 报文那么服务端就会断开连接。 客户端在收到第三次挥手后就会进入 TIME_WAIT 状态开启时长为 2MSL 的定时器如果途中再次收到第三次挥手FIN 报文后就会重置定时器当等待 2MSL 时长后客户端就会断开连接。
3.3.TIME_WAIT 等待时间 2MSL
为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL
MSL 是 Maximum Segment Lifetime报文最大生存时间它是任何报文在网络上存在的最长时间超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的而 IP 头中有一个 TTL 字段是 IP 数据报可以经过的最大路由数每经过一个处理他的路由器此值就减 1当此值为 0 则数据报将被丢弃同时发送 ICMP 报文通知源主机。
MSL 与 TTL 的区别 MSL 的单位是时间而 TTL 是经过路由跳数。所以 MSL 应该要大于等于 TTL 消耗为 0 的时间以确保报文已被自然消亡。
TTL 的值一般是 64Linux 将 MSL 设置为 30 秒意味着 Linux 认为数据报文经过 64 个路由器的时间不会超过 30 秒如果超过了就认为报文已经消失在网络中了。
TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL比较合理的解释是 网络中可能存在来自发送方的数据包当这些发送方的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应所以一来一回需要等待 2 倍的时间。
比如如果被动关闭方没有收到断开连接的最后的 ACK 报文就会触发超时重发 FIN 报文另一方接收到 FIN 后会重发 ACK 给被动关闭方 一来一去正好 2 个 MSL。
可以看到 2MSL时长 这其实是相当于至少允许报文丢失一次。比如若 ACK 在一个 MSL 内丢失这样被动方重发的 FIN 会在第 2 个 MSL 内到达TIME_WAIT 状态的连接可以应对。
为什么不是 4 或者 8 MSL 的时长呢你可以想象一个丢包率达到百分之一的糟糕网络连续两次丢包的概率只有万分之一这个概率实在是太小了忽略它比解决它更具性价比。
2MSL 的时间是从客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的。如果在 TIME-WAIT 时间内因为客户端的 ACK 没有传输到服务端客户端又接收到了服务端重发的 FIN 报文那么 2MSL 时间将重新计时。
在 Linux 系统里 2MSL 默认是 60 秒那么一个 MSL 也就是 30 秒。Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时间为固定的 60 秒。
其定义在 Linux 内核代码里的名称为 TCP_TIMEWAIT_LEN
#define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) /* how long to wait to destroy TIME-WAIT state, about 60 seconds */
如果要修改 TIME_WAIT 的时间长度只能修改 Linux 内核代码里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值并重新编译 Linux 内核。
为什么需要 TIME_WAIT 状态
主动发起关闭连接的一方才会有 TIME-WAIT 状态。
需要 TIME-WAIT 状态主要是两个原因 防止历史连接中的数据被后面相同四元组的连接错误的接收 保证「被动关闭连接」的一方能被正确的关闭
原因一防止历史连接中的数据被后面相同四元组的连接错误的接收
为了防止历史连接中的数据被后面相同四元组的连接错误的接收因此 TCP 设计了 TIME_WAIT 状态状态会持续 2MSL 时长这个时间足以让两个方向上的数据包都被丢弃使得原来连接的数据包在网络中都自然消失再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的。
原因二保证「被动关闭连接」的一方能被正确的关闭
也就是说TIME-WAIT 作用是等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收从而帮助其正常关闭。
如果客户端主动关闭方最后一次 ACK 报文第四次挥手在网络中丢失了那么按照 TCP 可靠性原则服务端被动关闭方会重发 FIN 报文。
假设客户端没有 TIME_WAIT 状态而是在发完最后一次回 ACK 报文就直接进入 CLOSE 状态如果该 ACK 报文丢失了服务端则重传的 FIN 报文而这时客户端已经进入到关闭状态了在收到服务端重传的 FIN 报文后就会回 RST 报文。 服务端收到这个 RST 并将其解释为一个错误Connection reset by peer这对于一个可靠的协议来说不是一个优雅的终止方式。
为了防止这种情况出现客户端必须等待足够长的时间确保服务端能够收到 ACK如果服务端没有收到 ACK那么就会触发 TCP 重传机制服务端会重新发送一个 FIN这样一去一来刚好两个 MSL 的时间。 客户端在收到服务端重传的 FIN 报文时TIME_WAIT 状态的等待时间会重置回 2MSL。
TIME_WAIT 过多有什么危害
过多的 TIME-WAIT 状态主要的危害有两种 第一是占用系统资源比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等 第二是占用端口资源端口资源也是有限的一般可以开启的端口为 3276861000也可以通过 net.ipv4.ip_local_port_range参数指定范围。
客户端和服务端 TIME_WAIT 过多造成的影响是不同的。
如果客户端主动发起关闭连接方的 TIME_WAIT 状态过多占满了所有端口资源那么就无法对「目的 IP 目的 PORT」都一样的服务端发起连接了但是被使用的端口还是可以继续对另外一个服务端发起连接的。
因此客户端发起连接方都是和「目的 IP 目的 PORT 」都一样的服务端建立连接的话当客户端的 TIME_WAIT 状态连接过多的话就会受端口资源限制如果占满了所有端口资源那么就无法再跟「目的 IP 目的 PORT」都一样的服务端建立连接了。
不过即使是在这种场景下只要连接的是不同的服务端端口是可以重复使用的所以客户端还是可以向其他服务端发起连接的这是因为内核在定位一个连接的时候是通过四元组源IP、源端口、目的IP、目的端口信息来定位的并不会因为客户端的端口一样而导致连接冲突。
如果服务端主动发起关闭连接方的 TIME_WAIT 状态过多并不会导致端口资源受限因为服务端只监听一个端口而且由于一个四元组唯一确定一个 TCP 连接因此理论上服务端可以建立很多连接但是 TCP 连接过多会占用系统资源比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等。
3.4.异常分析
如果已经建立了连接但是客户端突然出现故障了怎么办
TCP 有一个机制是保活机制。这个机制的原理是这样的
定义一个时间段在这个时间段内如果没有任何连接相关的活动TCP 保活机制会开始作用每隔一个时间间隔发送一个探测报文该探测报文包含的数据非常少如果连续几个探测报文都没有得到响应则认为当前的 TCP 连接已经死亡系统内核将错误信息通知给上层应用程序。
如果开启了 TCP 保活需要考虑以下几种情况 第一种对端程序是正常工作的。当 TCP 保活的探测报文发送给对端, 对端会正常响应这样 TCP 保活时间会被重置等待下一个 TCP 保活时间的到来。 第二种对端程序崩溃并重启。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后对端是可以响应的但由于没有该连接的有效信息会产生一个 RST 报文这样很快就会发现 TCP 连接已经被重置。 第三种是对端程序崩溃或对端由于其他原因导致报文不可达。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后石沉大海没有响应连续几次达到保活探测次数后TCP 会报告该 TCP 连接已经死亡。
TCP 保活的这个机制检测的时间是有点长我们可以自己在应用层实现一个心跳机制。
比如web 服务软件一般都会提供 keepalive_timeout 参数用来指定 HTTP 长连接的超时时间。如果设置了 HTTP 长连接的超时时间是 50 秒web 服务软件就会启动一个定时器如果客户端在完成一个 HTTP 请求后在 50 秒内都没有再发起新的请求定时器的时间一到就会触发回调函数来释放该连接。 如果已经建立了连接但是服务端的进程崩溃会发生什么
TCP 的连接信息是由内核维护的所以当服务端的进程崩溃后内核需要回收该进程的所有 TCP 连接资源于是内核会发送第一次挥手 FIN 报文后续的挥手过程也都是在内核完成并不需要进程的参与所以即使服务端的进程退出了还是能与客户端完成 TCP 四次挥手的过程。
4.Socket 编程
针对 TCP 应该如何 Socket 编程
Socket过程如下 服务端和客户端初始化 socket得到文件描述符 服务端调用 bind将 socket 绑定在指定的 IP 地址和端口; 服务端调用 listen进行监听 服务端调用 accept等待客户端连接 客户端调用 connect向服务端端的地址和端口发起连接请求 服务端 accept 返回用于传输的 socket 的文件描述符 客户端调用 write 写入数据服务端调用 read 读取数据 客户端断开连接时会调用 close那么服务端 read 读取数据的时候就会读取到了 EOF待处理完数据后服务端调用 close表示连接关闭。
这里需要注意的是服务端调用 accept 时连接成功了会返回一个已完成连接的 socket后续用来传输数据
所以监听的 socket 和真正用来传送数据的 socket是「两个」 socket一个叫作监听 socket一个叫作已完成连接 socket。
成功连接建立之后双方开始通过 read 和 write 函数来读写数据就像往一个文件流里面写东西一样。
