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  • 四次握手
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    2022-02-13 21:23:29

    三次握手:

    三次握手表示建立通信阶段,在TCP协议中,在发送数据的准备阶段,客户端与服务器之间的三次交互,以保证连接的可靠,由于这种面向连接的特性, TCP协议可以保证传输数据的安全,所以应用十分广泛。例如上传文件、下载文件、浏览网页等
    第一次握手,客户端向服务器端发出连接请求,等待服务器确认(客:我就蹭蹭不进去)
    第二次握手,服务器端向客户端回送一个响应,通知客户端收到了连接请求(服:行)
    第三次握手,客户端再次向服务器端发送确认信息,确认连接 完成三次握手,连接建立后,客户端和服务器就可以开始进行数据传输了。(客:开始了哦)

    在这里插入图片描述

    名称含义
    SYN(synchronous)建立连接
    ACK(acknowledgement)连接确认
    PSH(push)传送
    FIN(finish)结束
    RST(reset)重置
    URG(urgent)紧急
    Sequence number顺序号码
    Acknowledge number确认号码

    建立连接(三次握手)的过程:

    1. 客户端发送一个带SYN标志的TCP报文到服务器。这是上图中三次握手过程中的段1。客户端发出SYN位表示连接请求。序号是1000,这个序号在网络通讯中用作临时的地址,每发一个数据字节,这个序号要加1,这样在接收端可以根据序号排出数据包的正确顺序,也可以发现丢包的情况。另外,规定SYN位和FIN位也要占一个序号,这次虽然没发数据,但是由于发了SYN位,因此下次再发送应该用序号1001。mss表示最大段尺寸,如果一个段太大,封装成帧后超过了链路层的最大长度,就必须在IP层分片,为了避免这种情况,客户端声明自己的最大段尺寸,建议服务器端发来的段不要超过这个长度。
    2. 服务器端回应客户端,是三次握手中的第2个报文段,同时带ACK标志和SYN标志。表示对刚才客户端SYN的回应;同时又发送SYN给客户端,询问客户端是否准备好进行数据通讯。服务器发出段2,也带有SYN位,同时置ACK位表示确认,确认序号是1001,表示“我接收到序号1000及其以前所有的段,请你下次发送序号为1001的段”,也就是应答了客户端的连接请求,同时也给客户端发出一个连接请求,同时声明最大尺寸为1024。
    3. 客户必须再次回应服务器端一个ACK报文,这是报文段3。
      客户端发出段3,对服务器的连接请求进行应答,确认序号是8001。在这个过程中,客户端和服务器分别给对方发了连接请求,也应答了对方的连接请求,其中服务器的请求和应答在一个段中发出。因此一共有三个段用于建立连接,称为“三方握手”。在建立连接的同时,双方协商了一些信息,例如,双方发送序号的初始值、最大段尺寸等。

    数据传输的过程:

    1. 客户端发出段4,包含从序号1001开始的20个字节数据。
    2. 服务器发出段5,确认序号为1021,对序号为1001-1020的数据表示确认收到,同时请求发送序号1021开始的数据,服务器在应答的同时也向客户端发送从序号8001开始的10个字节数据。
    3. 客户端发出段6,对服务器发来的序号为8001-8010的数据表示确认收到,请求发送序号8011开始的数据。

    在数据传输过程中,ACK和确认序号是非常重要的,应用程序交给TCP协议发送的数据会暂存在TCP层的发送缓冲区中,发出数据包给对方之后,只有收到对方应答的ACK段才知道该数据包确实发到了对方,可以从发送缓冲区中释放掉了,如果因为网络故障丢失了数据包或者丢失了对方发回的ACK段,经过等待超时后TCP协议自动将发送缓冲区中的数据包重发。

    四次挥手:

    所谓四次挥手(Four-Way-Wavehand)即终止TCP连接,就是指断开一个TCP连接时,需要客户端和服务端总共发送4个包以确认连接的断开。在socket编程中,这一过程由客户端或服务器任一方执行close来触发。

    客户端向服务器发出取消连接请求
    服务器向客户端返回一个响应,表示收到请求
    服务器向客户端发出确认取消请求
    客户端再次确认连接取消

    为什么握手只有三次,挥手却要四次

    因为握手的时候两端没有连接,只要确认连接就行
    但是挥手的时候是已经连接了,这个时候服务器要在第二次握手以后处理最后的数据,处理完最后数据跟客户端确认了才能取消

    关闭连接(四次握手)的过程:

    由于TCP连接是全双工的,因此每个方向都必须单独进行关闭。这原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动,一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。首先进行关闭的一方将执行主动关闭,而另一方执行被动关闭。

    1. 客户端发出段7,FIN位表示关闭连接的请求。
    2. 服务器发出段8,应答客户端的关闭连接请求。(这里是一个半关闭的状态)
    3. 服务器发出段9,其中也包含FIN位,向客户端发送关闭连接请求。
    4. 客户端发出段10,应答服务器的关闭连接请求。
      建立连接的过程是三次握手,而关闭连接通常需要4个段,服务器的应答和关闭连接请求通常不合并在一个段中,因为有连接半关闭的情况,这种情况下客户端关闭连接之后就不能再发送数据给服务器了,但是服务器还可以发送数据给客户端,直到服务器也关闭连接为止。
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    📒📒本文摘要TCP 三次握手,四次挥手知识点精析。备考、面试前看两眼,加深记忆,祝你一臂之力。顺利通过考试、拿到 offer。
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    📚概述

    “什么是三次握手,四次挥手?”,该问题作为计算机网络学科中常见问题之一,无论是面试还是考研,我们都有必要细细参透其中的奥妙

    在学习之前,我们首先需要了解一些基本的概念

    📚基础理论

    📐传输控制协议

    传输控制协议(Transmission Control Protocol)是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议,在 OSI 模型中完成传输层指定功能。
    TCP 使用校验和函数检验数据是否出现错误,在数据发送和接收时均需要计算校验和

    ✒️TCP 特点

    1.TCP 是面向连接的传输层协议

    应用程序在使用 TCP 协议前,必须首先完成 TCP 连接的建立。在数据传输结束后,必须释放先前已建立的 TCP 连接

    2.每一条 TCP 连接只能有两个端点

    TCP 连接只能是点对点,一对一的

    3.TCP 提供可靠交付服务

    通过 TCP 连接传送的数据,无差错、不丢失、不重复,且按序到达

    4.TCP 提供全双工通信

    TCP 允许通信双方的应用进程在任何时候都可以发送数据,TCP连接的两端都设有发送、接收缓存,用于临时存放双向通信的数据,上层应用进程在时机恰当时会读取缓存中的数据

    5.TCP 面向字节流

    图 1 TCP 面向字节流示意图

    是指:流入到进程或从进程流出的字节序列
    TCP 把应用程序回传的数据看做一连串的无结构的字节流,不保证接收方应用程序所收到的数据块和发送方应用程序所发出的数据块具有对应大小的关系
    接收方应用程序收到的字节流必须和发送方应用程序发出的字节流完全一致,且接收方的应用程序必须具有识别接收字节流,并将其还原为有意义的应用层数据的能力

    ✒️TCP 报文首部

    这里需要了解 TCP 报文首部的格式,相关控制位非常重要

    图 2 TCP 报文首部的格式示意图

    由于 TCP 报文段首部的前 20 个字节是固定的,其后 4n 个字节是根据需要增加的选项,所以 TCP首部的最小长度是 20 字节

    1.源端口和目的端口

    各占 2 字节,分别写入源端口号、目的端口号

    2.序号字段

    占 4 字节,范围为 [0,2 ^ 32-1],序号使用 mod2^32 运算,在一个TCP连接中传送的字节流中的每一个字节都按顺序编号。整个要传送的字节流的起始序号必须在连接建立时设置,首部中的序号字段值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号

    3.确认号字段

    占4字节,是期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号。若确认号等于 N,则表明:到序号 N-1 为止数据均己正确接收

    4.数据偏移字段

    占 4 位,指出 TCP 报文段的数据起始处和 TCP 报文段的起始处的距离。此字段实际上指出了 TCP 报文段的首部长度

    5.保留字段

    占 6 位,保留为今后使用,目前应置为0

    6.紧急 URG

    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,即提高数据传送的优先级

    7.确认 ACK

    仅当 ACK=1 时确认号字段才有效,TCP 规定,在连接建立后所有传送的报文段必须将 ACK 置为 1

    8.推送 PSH

    接收 TCP 收到 PSH=1 的报文段后,将尽快交付接收的应用进程,不再等到缓存都填满后再继续向上交付

    9.复位 RST

    当 RST=1 时,表明 TCP 连接中出现严重差错,必须释放连接,然后再重新建立传输连接。也可以用于拒绝一个非法的报文段或拒绝打开一个连接

    10.同步 SYN

    连接建立时用来同步序号,SYN=1就表示这是一个连接请求或连接接受报文

    11.终止 FIN

    用于释放一个连接,当 FIN=1 时,表明此报文段的发送方的数据己发送完毕,并要求释放传输连接

    12.窗口字段

    占 2 字节,窗口值范围为 [0,2^16-1] 之间的整数。窗口是指发送本报文段的一方的接收窗口,窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据

    13.检验和字段

    占 2 字,检验和字段检验的范围包括首部和数据两部分

    14.紧急指针

    占 2 字节,仅当 URG=1 时才有意义,含义是:本报文段中的紧急数据的字数,紧急指针指出了紧急数据的末尾在报文段中的位置
    当所有紧急数据都处理完时,TCP就告诉应用程序恢复到正常操作。注意:即使窗口为零时也可发送紧急数据

    15.选项字段

    长度可变,最长可达 40 字节。未使用“选项”时,TCP 首部长度为 20 字节

    📚TCP 连接的建立与释放

    📐三次握手

    TCP 建立连接的过程称为握手,握手需要在客户端和服务器之间交换三个 TCP 报文段

    我们举一个简单的例子帮助大家理解这个问题:试想下面这个场景

    你出门在外没带钥匙,而房屋钥匙又仅有一把,在不考虑钥匙丢失在哪里的情况下,今晚你还会回家吗?

    虽然此例子并不那么恰当,但是可以类比到三次握手的原因上。如果客户端和服务端有一方出现了问题,那么它们之间的通讯、资源传输必定会出问题

    因此,TCP 三次握手的作用就是使客户端和服务端双方都明确自己的责任,保证双方都具有资源接收和发送的能力

    图 3 TCP 三次握手示意图

    字符释意:

    • ACK:确认报文段
    • ack:确认号
    • SYN:发送连接请求 / 接收报文段`
    • seq:发送数据的第一个字节的序号

    客户端与服务端资源收发的三次握手过程如下:

    *注:图例中的 SsSa 分别表示 Server sendServer accept(服务端发送能力、服务端接收能力);CsCa 分别表示 Client sendClient accept(客户端发送能力、客户端接收能力)

    1.第一次握手

    第一次握手由客户端发送资源包给到服务端,若该过程正常,则得出结论:服务端接收、客户端发送服务正常

    图 4 TCP 建立连接第一次握手示意图

    2.第二次握手

    第二次握手由服务端发送资源包给到客户端,若该过程正常,则得出结论:服务端发送、客户端接收服务正常

    图 5 TCP 建立连接第二次握手示意图

    3.第三次握手

    这里大家可能就会有疑问了?为什么还需要进行第三次握手呢?前两次不是已经得出结论客户端、服务端接收、发送资源包能力正常了吗?

    其实并不是,第一、二次握手只是在单独的过程中得出服务正常的结论,但是在第二次握手结束后,服务端的接收能力和客户端的发送能力未知,这时候便有了 TCP 的第三次握手过程

    第三次握手由客户端发送资源包给到服务端,若该过程正常,则得出结论:服务端接收、客户端发送服务正常

    图 6 TCP 建立连接第三次握手示意图

    通过这三次的握手过程我们可以分析得到:第二次是对第一次握手的补充,第三次是对第二次握手的补充,最终正好形成闭环,客户端和服务端都确认了自己的接收、发送能力正常,之后方可进行通信

    并且,要完成两者状态的监测,这之间至少需要三次过程,两次并不足以判断自身的服务状态。每一个步骤都相互关联,下一次握手的“响应”由上一次“请求“触发,每次握手得出的结论都是对上一次结果的补充,从而得出最终结果

    三次握手过程中,客户端和服务端交换 Initial Sequence Number (ISN),为了使对方清除下一步接收到的数据信息应以何序列号进行数据整合

    并且,ISN 在此过程中是动态生成的。假如 ISN 固定不变,入侵者非常容易就能得出后续数据的确认号,这将会危机到数据信息的安全

    📐四次挥手

    当成功建立一个 TCP 连接, 服务端在 LISTEN 状态下,收到建立连接请求的 SYN 报文后,将 ACKSYN 存放到同一个报文中一起发送给客户端

    而关闭连接时,服务端收到客户端的 FIN 报文时,仅表示对方不再发送数据,但仍然能够接收数据。此时,服务端不一定将全部数据都发送给了客户端

    因此服务端关闭有两种方式:

    1. 立即关闭
    2. 继续发送一些数据给客户端后,再发送 FIN 报文给客户端(表示同意关闭连接),是否立刻关闭发送数据通道,需交由上层应用决定

    所以,客户端的 ACKFIN 一般都会分开发送,这里就会导致次数增加一

    数据传输完毕后,双方均可释放连接。起初,客户端和服务端均处于 ESTABLISHED 状态,然后是客户端主动关闭,服务器被动关闭

    整个过程请参考下图:

    图 7 TCP 释放连接四次挥手示意图

    字符释意:

    • FIN :连接终止位
    • seq:发送的第一个字节的序号
    • ACK:确认报文段
    • ack:确认号

    四次挥手过程:

    • 客户端发送第一次挥手,之后由 ESTABLISHED 状态转为 FIN_WAIT1 状态

    • 服务器收到客户端的第一次挥手之后,发送第二次挥手给服务器,服务器进入 CLOSE_WAIT 状态,等待服务器自身的 SOCKET 关闭等处理

    • 客户端收到服务器的第二次挥手,进入 FIN_WAIT2 状态,等待服务器关闭

    • 服务器发送第三次挥手,然后进入 LAST_ACK 状态

    • 客户端收到第三次挥手,发送第四次挥手,客户端进入 TIME_WAIT 状态;

    • 服务器收到第四次挥手,进入 CLOSED 状态,客户端等待 2MSL 后,进入 CLOSED 状态

    TCP 状态转换过程见下图:

    图 8 TCP 状态转换过程示意图

    📚总结

    TCP 建立连接的三次握手是指发送了三个报文段,而 TCP 断开连接进行四次挥手是指发送了四个报文段,在此过程中,SYNFIN 均利用重传进行可靠传输

    连接的释放本质上两次就可以完成,但若想要完全释放,则需要四次挥手,请看下图

    图 9 TCP 连接释放举例

    打电话即将结束时,路人甲说完信息“OK,我没事了”后,路人乙回复到“嗯,知道啦”。这是就是完成了 TCP 四次挥手的前两次过程;路人乙马上要挂断电话时,路人甲又忽然想起来某件事,说了很多。这时路人乙又回复到“好的好的”。至此,TCP 四次挥手的后两次过程完毕


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  • 四次挥手的过程: (客户端 || 服务器均可主动发起挥手动作。 假设客户端先发起挥手动作(关闭请求)。假设将客户端视为主动方,服务器视为被动方。) 第一次挥手 第一次挥手 ...

    四次挥手的过程:

    (客户端 || 服务器均可主动发起挥手动作。 假设客户端先发起挥手动作(关闭请求)。假设将客户端视为主动方,服务器视为被动方。)

     

    第一次挥手

    第二次挥手

    第三次挥手

    第四次挥手

    From A to B

    客户端 → 服务器

    服务器 → 客户端

    服务器 → 客户端

    客户端 → 服务器

    状态

    客户端:

    ESTABLISHED→ FIN_WAIT1

    服务器:

    ESTABLISHED→ CLOSE_WAIT

    客户端:

    FIN_WAIT1→ FIN_WAIT2

    服务器:

    CLOSE_WAIT→ LAST_ACK

     

    客户端:

    FIN_WAIT2→ TIME_WAIT(经过时间等待计时器设计的时间之后)→CLOSED

    服务器:

    LAST_ACK→ CLOSED

     

    报文名字

    FIN 报文

    (连接释放报文段)

    ACK 报文

    (确认报文段)

    FIN 报文

    (连接释放报文段)

    ACK 报文

    (确认报文段)

    发的啥

    FIN = 1

    序号:seq = u

    ACK = 1

    确认号=客户端初始序列号(ISN)+ 1:

    ack = u + 1,

    seq = v

    FIN = 1, ACK = 1

    确认号ack = u + 1,

    seq = w

    ACK = 1

    确认号ack = w + 1,

    seq = u + 1

    啥意思

    FIN == Finish

    表示它(客户端)不再发送任何数据

    ACK == Acknowledge

    通知对方(客户端):你方的发送通道已经关闭

    FIN == Finish

    表示它(客户端)不再发送任何数据

    ACK == Acknowledge

    通知对方(客户端):你方的发送通道已经关闭

    发送通道是否关闭

     

    主动方收到ACK报文,状态由FIN_WAIT1→ FIN_WAIT2,主动方的发送通道关闭。

    主动方收到FIN报文,内核自动回复ACK报文,连接状态由FIN_WAIT2→ TIME_WAIT,Linux系统下大约1min后TIME_WAIT状态的连接才会彻底关闭。

    被动方收到ACK报文,连接关闭。

     

    关于TIME_WAIT状态的几个问题:

    为什么主动方要TIME_WAIT(经过时间等待计时器设计的时间之后)→ CLOSED ?

    因为主动方向被动方发送ACK报文,被动方在没有收到ACK报文之前还处于LAST_ACK状态,如果主动方发送的此ACK报文没有到达被动方,被动方会重发FIN报文。

    如果主动方不保留TIME_WAIT状态,直接从TIME_WAIT到CLOSED状态,此时主动方连接的端口恢复自由身,可以创建新的连接了。然而被动方的FIN报文可能再次到达(网络中的路由器重复发送的 || 被动方未收到tcp_orphan_retries参数重发的),这样正常通讯的新连接就可能被重复发送的FIN报文误关闭。因此,保留TIME_WAIT状态可以应付重发的FIN报文。

    TIME_WAIT状态过多怎么办?

    TIME_WAIT状态如果过多就会占用系统资源。

    解决办法?

    •      修改TIME_WAIT连接状态的上限值

    •      启动快速回收机制

    •      开启复用机制

    •      修改短连接为长连接方式

    •      由客户端来主动断开连接

    参考博文:https://yuanrengu.com/2020/77eef79f.html

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  • 详解TCP 三次握手四次挥手

    千次阅读 2022-01-28 14:46:39
    任 TCP 虐我千百遍,我仍待 TCP 如初恋。 过去不会没关系,今天就让我们来消除这份恐惧,微笑着勇敢的面对它吧!...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...

    任 TCP 虐我千百遍,我仍待 TCP 如初恋。

    过去不会没关系,今天就让我们来消除这份恐惧,微笑着勇敢的面对它吧!

    1、TCP 基本认识

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    2、TCP 连接建立

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    3、TCP 连接断开 

    watermark,type_d3F5LXplbmhlaQ,shadow_50,text_Q1NETiBA5rW3wrfmmK_lgJLov4fmnaXnmoTlpKk=,size_15,color_FFFFFF,t_70,g_se,x_16

    4、Socket 编程

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    TCP 基本认识

     

    瞧瞧 TCP 头格式

    我们先来看看 TCP 头的格式,标注颜色的表示与本文关联比较大的字段,其他字段不做详细阐述。

    b9f4e9813fbe7006e6c8f6fcb251b1ec.png

    TCP 头格式

    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。

    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。用来解决不丢包的问题。

    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。

    • SYC:该位为 1 时,表示希望建立连,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 位置为 1 的 TCP 段。

    为什么需要 TCP 协议?TCP 工作在哪一层?

    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。

    655161cd70d38c227a2ab21d6f9b9d76.png

    OSI 参考模型与 TCP/IP 的关系

    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。

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    • 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:消息是「没有边界」的,所以无论我们消息有多大都可以进行传输。并且消息是「有序的」,当「前一个」消息没有收到的时候,即使它先收到了后面的字节已经收到,那么也不能扔给应用层去处理,同时对「重复」的报文会自动丢弃。

    什么是 TCP 连接?

    我们来看看 RFC 793 是如何定义「连接」的:

    Connections: 

    The reliability and flow control mechanisms described above requirethat TCPs initialize and maintain certain status information foreach data stream.  

    The combination of this information, includingsockets, sequence numbers, and window sizes, is called a connection.

    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。

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    所以我们可以知道,建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务器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

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    TCP 四元组

    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 的服务器监听了一个端口,它的 TCP 的最大连接数是多少?

    服务器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:

    f8ca61b871853f1711a0dc315467107e.png

    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。

    • 首先主要是文件描述符限制,Socket 都是文件,所以首先要通过 ulimit 配置文件描述符的数目;

    • 另一个是内存限制,每个 TCP 连接都要占用一定内存,操作系统是有限的。

    UDP 和 TCP 有什么区别呢?分别的应用场景是?

    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:

    c0f5ca31ff163f020503c6634039856f.png

    UDP 头部格式

    • 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。

    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、按需到达。

    • UDP 是尽最大努力交付,不保证可靠交付数据。

    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。

    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:

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    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。

     

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    TCP 连接建立

     

    TCP 三次握手过程和状态变迁

    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而进行的。

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    TCP 三次握手

    • 一开始,客户端和服务端都处于 CLOSED 状态。先是服务端主动监听某个端口,处于 LISTEN 状态

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    第一个报文—— SYN 报文

    • 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。

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    第二个报文 —— SYN + ACK 报文

    • 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。

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    第三个报文 —— ACK 报文

    • 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器的数据,之后客户端处于 ESTABLISHED 状态。

    • 服务器收到客户端的应答报文后,也进入 ESTABLISHED 状态。

    从上面的过程可以发现第三次握手是可以携带数据的,前两次握手是不可以携带数据的,这也是面试常问的题。

    一旦完成三次握手,双方都处于 ESTABLISHED 状态,此致连接就已建立完成,客户端和服务端就可以相互发送数据了。

    如何在 Linux 系统中查看 TCP 状态?

    TCP 的连接状态查看,在 Linux 可以通过 netstat -napt 命令查看。

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    TCP 连接状态查看

    为什么是三次握手?不是两次、四次?

    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历史重复连接的初始化(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

    我们来看看 RFC 793 指出的 TCP 连接使用三次握手的首要原因:

    The principle reason for the three-way handshake is to prevent old duplicate connection initiations from causing confusion.

    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。

    网络环境是错综复杂的,往往并不是如我们期望的一样,先发送的数据包,就先到达目标主机,反而它很骚,可能会由于网络拥堵等乱七八糟的原因,会使得旧的数据包,先到达目标主机,那么这种情况下 TCP 三次握手是如何避免的呢?

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    三次握手避免历史连接

    客户端连续发送多次 SYN 建立连接的报文,在网络拥堵等情况下:

    • 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;

    • 客户端收到后可以根据自身的上下文,判断这是一个历史连接(序列号过期或超时),那么客户端就会发送 RST 报文给服务端,表示中止这一次连接。

    如果是两次握手连接,就不能判断当前连接是否是历史连接,三次握手则可以在客户端(发送方)准备发送第三次报文时,客户端因有足够的上下文来判断当前连接是否是历史连接:

    • 如果是历史连接(序列号过期或超时),则第三次握手发送的报文是 RST 报文,以此中止历史连接;

    • 如果不是历史连接,则第三次发送的报文是 ACK 报文,通信双方就会成功建立连接;

    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;

    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。

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    四次握手与三次握手

    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」,当客户端的 SYN 请求连接在网络中阻塞,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,服务器不清楚客户端是否收到了自己发送的建立连接的 ACK 确认信号,所以每收到一个 SYN 就只能先主动建立一个连接,这会造成什么情况呢?

    如果客户端的 SYN 阻塞了,重复发送多次 SYN 报文,那么服务器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。

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    两次握手会造成资源浪费

    即两次握手会造成消息滞留情况下,服务器重复接受无用的连接请求 SYN 报文,而造成重复分配资源。

    小结

    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。

    为什么客户端和服务端的初始序列号 ISN 是不相同的?

    因为网络中的报文会延迟、会复制重发、也有可能丢失,这样会造成的不同连接之间产生互相影响,所以为了避免互相影响,客户端和服务端的初始序列号是随机且不同的。

    初始序列号 ISN 是如何随机产生的?

    起始 ISN 是基于时钟的,每 4 毫秒 + 1,转一圈要 4.55 个小时。

    RFC1948 中提出了一个较好的初始化序列号 ISN 随机生成算法。

    ISN = M + F (localhost, localport, remotehost, remoteport)

    • M 是一个计时器,这个计时器每隔 4 毫秒加 1。

    • F 是一个 Hash 算法,根据源 IP、目的 IP、源端口、目的端口生成一个随机数值。要保证 Hash 算法不能被外部轻易推算得出,用 MD5 算法是一个比较好的选择。

    既然 IP 层会分片,为什么 TCP 层还需要 MSS 呢?

    我们先来认识下 MTU 和 MSS

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    MTU 与 MSS

    • MTU:一个网络包的最大长度,以太网中一般为 1500 字节;

    • MSS:除去 IP 和 TCP 头部之后,一个网络包所能容纳的 TCP 数据的最大长度;

    如果TCP 的整个报文(头部 + 数据)交给 IP 层进行分片,会有什么异常呢?

    当 IP 层有一个超过 MTU 大小的数据(TCP 头部 + TCP 数据)要发送,那么 IP 层就要进行分片,把数据分片成若干片,保证每一个分片都小于 MTU。把一份 IP 数据报进行分片以后,由目标主机的 IP 层来进行重新组装后,在交给上一层 TCP 传输层。

    这看起来井然有序,但这存在隐患的,那么当如果一个 IP 分片丢失,整个 IP 报文的所有分片都得重传。

    因为 IP 层本身没有超时重传机制,它由传输层的 TCP 来负责超时和重传。

    当接收方发现 TCP 报文(头部 + 数据)的某一片丢失后,则不会响应 ACK 给对方,那么发送方的 TCP 在超时后,就会重发「整个 TCP 报文(头部 + 数据)」。

    因此,可以得知由 IP 层进行分片传输,是非常没有效率的。

    所以,为了达到最佳的传输效能 TCP 协议在建立连接的时候通常要协商双方的 MSS 值,当 TCP 层发现数据超过 MSS 时,则就先会进行分片,当然由它形成的 IP 包的长度也就不会大于 MTU ,自然也就不用 IP 分片了。

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    握手阶段协商 MSS

    经过 TCP 层分片后,如果一个 TCP 分片丢失后,进行重发时也是以 MSS 为单位,而不用重传所有的分片,大大增加了重传的效率。

    什么是 SYN 攻击?如何避免 SYN 攻击?

    SYN 攻击

    我们都知道 TCP 连接建立是需要三次握手,假设攻击者短时间伪造不同 IP 地址的 SYN 报文,服务端每接收到一个 SYN 报文,就进入SYN_RCVD 状态,但服务端发送出去的 ACK + SYN 报文,无法得到未知 IP 主机的 ACK 应答,久而久之就会占满服务端的 SYN 接收队列(未连接队列),使得服务器不能为正常用户服务。

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    SYN 攻击

    避免 SYN 攻击方式一

    其中一种解决方式是通过修改 Linux 内核参数,控制队列大小和当队列满时应做什么处理。

    • 当网卡接收数据包的速度大于内核处理的速度时,会有一个队列保存这些数据包。控制该队列的最大值如下参数:

     
     

    net.core.netdev_max_backlog

    • SYN_RCVD 状态连接的最大个数:

     
     

    net.ipv4.tcp_max_syn_backlog

    • 超出处理能时,对新的 SYN 直接回 RST,丢弃连接:

     
     

    net.ipv4.tcp_abort_on_overflow

    避免 SYN 攻击方式二

    我们先来看下Linux 内核的 SYN (未完成连接建立)队列与 Accpet (已完成连接建立)队列是如何工作的?

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    正常流程

    正常流程:

    • 当服务端接收到客户端的 SYN 报文时,会将其加入到内核的「 SYN 队列」;

    • 接着发送 SYN + ACK 给客户端,等待客户端回应 ACK 报文;

    • 服务端接收到 ACK 报文后,从「 SYN 队列」移除放入到「 Accept 队列」;

    • 应用通过调用 accpet() socket 接口,从「 Accept 队列」取出的连接。

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    应用程序过慢

    应用程序过慢:

    • 如果应用程序过慢时,就会导致「 Accept 队列」被占满。

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    受到 SYN 攻击

    受到 SYN 攻击:

    • 如果不断受到 SYN 攻击,就会导致「 SYN 队列」被占满。

    tcp_syncookies 的方式可以应对 SYN 攻击的方法:

     
     

    net.ipv4.tcp_syncookies = 1

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    tcp_syncookies 应对 SYN 攻击

    • 当 「 SYN 队列」满之后,后续服务器收到 SYN 包,不进入「 SYN 队列」;

    • 计算出一个 cookie 值,再以 SYN + ACK 中的「序列号」返回客户端,

    • 服务端接收到客户端的应答报文时,服务器会检查这个 ACK 包的合法性。如果合法,直接放入到「 Accept 队列」。

    • 最后应用通过调用 accpet() socket 接口,从「 Accept 队列」取出的连接。

     

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    TCP 连接断开

     

    TCP 四次挥手过程和状态变迁

    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。

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    客户端主动关闭连接 —— TCP 四次挥手

    • 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 CLOSED_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

    • 服务器收到了 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。

    为什么挥手需要四次?

    再来回顾下四次挥手双方发 FIN 包的过程,就能理解为什么需要四次了。

    • 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还能接收数据。

    • 服务器收到客户端的 FIN 报文时,先回一个 ACK 应答报文,而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,从而比三次握手导致多了一次。

    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。

    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。

    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:

    • 防止具有相同「四元组」的「旧」数据包被收到;

    • 保证「被动关闭连接」的一方能被正确的关闭,即保证最后的 ACK 能让被动关闭方接收,从而帮助其正常关闭;

    原因一:防止旧连接的数据包

    假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短,被延迟的数据包抵达后会发生什么呢?

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    接收到历史数据的异常

    • 如上图黄色框框服务端在关闭连接之前发送的 SEQ = 301 报文,被网络延迟了。

    • 这时有相同端口的 TCP 连接被复用后,被延迟的 SEQ = 301 抵达了客户端,那么客户端是有可能正常接收这个过期的报文,这就会产生数据错乱等严重的问题。

    所以,TCP 就设计出了这么一个机制,经过 2MSL 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:保证连接正确关闭

    在 RFC 793 指出 TIME-WAIT 另一个重要的作用是:

    TIME-WAIT - represents waiting for enough time to pass to be sure the remote TCP received the acknowledgment of its connection termination request.

    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。

    假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短,断开连接会造成什么问题呢?

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    没有确保正常断开的异常

    • 如上图红色框框客户端四次挥手的最后一个 ACK 报文如果在网络中被丢失了,此时如果客户端 TIME-WAIT 过短或没有,则就直接进入了 CLOSE 状态了,那么服务端则会一直处在 LASE-ACK 状态。

    • 当客户端发起建立连接的 SYN 请求报文后,服务端会发送 RST 报文给客户端,连接建立的过程就会被终止。

    如果 TIME-WAIT 等待足够长的情况就会遇到两种情况:

    • 服务端正常收到四次挥手的最后一个 ACK 报文,则服务端正常关闭连接。

    • 服务端没有收到四次挥手的最后一个 ACK 报文时,则会重发 FIN 关闭连接报文并等待新的 ACK 报文。

    所以客户端在 TIME-WAIT 状态等待 2MSL 时间后,就可以保证双方的连接都可以正常的关闭。

    TIME_WAIT 过多有什么危害?

    如果服务器有处于 TIME-WAIT 状态的 TCP,则说明是由服务器方主动发起的断开请求。

    过多的 TIME-WAIT 状态主要的危害有两种:

    • 第一是内存资源占用;

    • 第二是对端口资源的占用,一个 TCP 连接至少消耗一个本地端口;

    第二个危害是会造成严重的后果的,要知道,端口资源也是有限的,一般可以开启的端口为 32768~61000,也可以通过如下参数设置指定:

     
     

    net.ipv4.ip_local_port_range

    如果服务端 TIME_WAIT 状态过多,占满了所有端口资源,则会导致无法创建新连接。

    如何优化 TIME_WAIT?

    这里给出优化 TIME-WAIT 的几个方式,都是有利有弊:

    • 打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 选项;

    • net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

    • 程序中使用 SO_LINGER ,应用强制使用 RST 关闭。

    方式一:net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps

    如下的 Linux 内核参数开启后,则可以复用处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所用。

     
     

    net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1

    使用这个选项,还有一个前提,需要打开对 TCP 时间戳的支持,即

     
     

    net.ipv4.tcp_timestamps=1(默认即为 1)

    这个时间戳的字段是在 TCP 头部的「选项」里,用于记录 TCP 发送方的当前时间戳和从对端接收到的最新时间戳。

    由于引入了时间戳,我们在前面提到的 2MSL 问题就不复存在了,因为重复的数据包会因为时间戳过期被自然丢弃。

    温馨提醒:net.ipv4.tcp_tw_reuse要慎用,因为使用了它就必然要打开时间戳的支持 net.ipv4.tcp_timestamps,当客户端与服务端主机时间不同步时,客户端的发送的消息会被直接拒绝掉。小林在工作中就遇到过。。。排查了非常的久

    方式二:net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

    这个值默认为 18000,当系统中处于 TIME_WAIT 的连接一旦超过这个值时,系统就会将所有的 TIME_WAIT 连接状态重置。

    这个方法过于暴力,而且治标不治本,带来的问题远比解决的问题多,不推荐使用。

    方式三:程序中使用 SO_LINGER

    我们可以通过设置 socket 选项,来设置调用 close 关闭连接行为。

     
     

    struct linger so_linger;
    so_linger.l_onoff = 1;
    so_linger.l_linger = 0;
    setsockopt(s, SOL_SOCKET, SO_LINGER, &so_linger,sizeof(so_linger));

    如果l_onoff为非 0, 且l_linger值为 0,那么调用close后,会立该发送一个RST标志给对端,该 TCP 连接将跳过四次挥手,也就跳过了TIME_WAIT状态,直接关闭。

    但这为跨越TIME_WAIT状态提供了一个可能,不过是一个非常危险的行为,不值得提倡。

    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。

    在 Linux 内核可以有对应的参数可以设置保活时间、保活探测的次数、保活探测的时间间隔,以下都为默认值:

     
     

    net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200
    net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75  
    net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9

    • tcp_keepalive_time=7200:表示保活时间是 7200 秒(2小时),也就 2 小时内如果没有任何连接相关的活动,则会启动保活机制

    • tcp_keepalive_intvl=75:表示每次检测间隔 75 秒;

    • tcp_keepalive_probes=9:表示检测 9 次无响应,认为对方是不可达的,从而中断本次的连接。

    也就是说在 Linux 系统中,最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接。

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    这个时间是有点长的,我们也可以根据实际的需求,对以上的保活相关的参数进行设置。

    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。

     

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    Socket 编程

     

    针对 TCP 应该如何 Socket 编程?

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    基于 TCP 协议的客户端和服务器工作

    • 服务端和客户端初始化 socket,得到文件描述符;

    • 服务端调用 bind,将绑定在 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,向服务器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。

    listen 时候参数 backlog 的意义?

    Linux内核中会维护两个队列:

    • 未完成连接队列(SYN 队列):接收到一个 SYN 建立连接请求,处于 SYN_RCVD 状态;

    • 已完成连接队列(Accpet 队列):已完成 TCP 三次握手过程,处于 ESTABLISHED 状态;

     

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    SYN 队列 与 Accpet 队列

     

    int listen (int socketfd, int backlog)

    • 参数一 socketfd 为 socketfd 文件描述符

    • 参数二 backlog,这参数在历史有一定的变化

    在早期 Linux 内核 backlog 是 SYN 队列大小,也就是未完成的队列大小。

    在 Linux 内核 2.2 之后,backlog 变成 accept 队列,也就是已完成连接建立的队列长度,所以现在通常认为 backlog 是 accept 队列。

    accept 发送在三次握手的哪一步?

    我们先看看客户端连接服务端时,发送了什么?

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    客户端连接服务端

    • 客户端的协议栈向服务器端发送了 SYN 包,并告诉服务器端当前发送序列号 client_isn,客户端进入 SYNC_SENT 状态;

    • 服务器端的协议栈收到这个包之后,和客户端进行 ACK 应答,应答的值为 client_isn+1,表示对 SYN 包 client_isn 的确认,同时服务器也发送一个 SYN 包,告诉客户端当前我的发送序列号为 server_isn,服务器端进入 SYNC_RCVD 状态;

    • 客户端协议栈收到 ACK 之后,使得应用程序从 connect 调用返回,表示客户端到服务器端的单向连接建立成功,客户端的状态为 ESTABLISHED,同时客户端协议栈也会对服务器端的 SYN 包进行应答,应答数据为 server_isn+1;

    • 应答包到达服务器端后,服务器端协议栈使得 accept 阻塞调用返回,这个时候服务器端到客户端的单向连接也建立成功,服务器端也进入 ESTABLISHED 状态。

    从上面的描述过程,我们可以得知客户端 connect 成功返回是在第二次握手,服务端 accept 成功返回是在三次握手成功之后。

    客户端调用 close 了,连接是断开的流程是什么?

    我们看看客户端主动调用了 close,会发生什么?

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    客户端调用 close 过程

    • 客户端调用 close,表明客户端没有数据需要发送了,则此时会向服务端发送 FIN 报文,进入 FIN_WAIT_1 状态;

    • 服务端接收到了 FIN 报文,TCP 协议栈会为 FIN 包插入一个文件结束符 EOF 到接收缓冲区中,应用程序可以通过 read 调用来感知这个 FIN 包。这个 EOF 会被放在已排队等候的其他已接收的数据之后,这就意味着服务端需要处理这种异常情况,因为 EOF 表示在该连接上再无额外数据到达。此时,服务端进入 CLOSE_WAIT 状态;

    • 接着,当处理完数据后,自然就会读到 EOF,于是也调用 close 关闭它的套接字,这会使得会发出一个 FIN 包,之后处于 LAST_ACK 状态;

    • 客户端接收到服务端的 FIN 包,并发送 ACK 确认包给服务端,此时客户端将进入 TIME_WAIT 状态;

    • 服务端收到 ACK 确认包后,就进入了最后的 CLOSE 状态;

    • 客户端进过 2MSL 时间之后,也进入 CLOSED 状态;

    小林为写此文重学了一篇 TCP,深感 TCP 真的是一个非常复杂的协议,要想轻易拿下,也不是一天两天的事,所以小林花费了一个星期多才写完此文章。

    正所谓知道的越多,不知道的也越多。

     

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