TCP 的那些事兒（上）

TCP是一個巨復(fù)雜的協(xié)議，因為他要解決很多問題，而這些問題又帶出了很多子問題和陰暗面。所以學(xué)習(xí)TCP本身是個比較痛苦的過程，但對于學(xué)習(xí)的過程卻能讓人有很多收獲。關(guān)于TCP這個協(xié)議的細(xì)節(jié)，我還是推薦你去看W.Richard Stevens的《TCP/IP 詳解 卷1：協(xié)議》（當(dāng)然，你也可以去讀一下RFC793以及后面N多的RFC）。另外，本文我會使用英文術(shù)語，這樣方便你通過這些英文關(guān)鍵詞來查找相關(guān)的技術(shù)文檔。

之所以想寫這篇文章，目的有三個，

一個是想鍛煉一下自己是否可以用簡單的篇幅把這么復(fù)雜的TCP協(xié)議描清楚的能力。

另一個是覺得現(xiàn)在的好多程序員基本上不會認(rèn)認(rèn)真真地讀本書，喜歡快餐文化，所以，希望這篇快餐文章可以讓你對TCP這個古典技術(shù)有所了解，并能體會到軟件設(shè)計中的種種難處。并且你可以從中有一些軟件設(shè)計上的收獲。

最重要的希望這些基礎(chǔ)知識可以讓你搞清很多以前一些似是而非的東西，并且你能意識到基礎(chǔ)的重要。

所以，本文不會面面俱到，只是對TCP協(xié)議、算法和原理的科普。

我本來只想寫一個篇幅的文章的，但是TCP真TMD的復(fù)雜，比C++復(fù)雜多了，這30多年來，各種優(yōu)化變種爭論和修改。所以，寫著寫著就發(fā)現(xiàn)只有砍成兩篇。

上篇中，主要向你介紹TCP協(xié)議的定義和丟包時的重傳機(jī)制。

下篇中，重點(diǎn)介紹TCP的流迭、擁塞處理。

廢話少說，首先，我們需要知道TCP在網(wǎng)絡(luò)OSI的七層模型中的第四層——Transport層，IP在第三層——Network層，ARP在第二層——Data Link層，在第二層上的數(shù)據(jù)，我們叫Frame，在第三層上的數(shù)據(jù)叫Packet，第四層的數(shù)據(jù)叫Segment。

首先，我們需要知道，我們程序的數(shù)據(jù)首先會打到TCP的Segment中，然后TCP的Segment會打到IP的Packet中，然后再打到以太網(wǎng)Ethernet的Frame中，傳到對端后，各個層解析自己的協(xié)議，然后把數(shù)據(jù)交給更高層的協(xié)議處理。

TCP頭格式

接下來，我們來看一下TCP頭的格式

TCP頭格式（圖片來源）

你需要注意這么幾點(diǎn)：

TCP的包是沒有IP地址的，那是IP層上的事。但是有源端口和目標(biāo)端口。

一個TCP連接需要四個元組來表示是同一個連接（src_ip, src_port, dst_ip, dst_port）準(zhǔn)確說是五元組，還有一個是協(xié)議。但因為這里只是說TCP協(xié)議，所以，這里我只說四元組。

注意上圖中的四個非常重要的東西：

Sequence Number是包的序號，用來解決網(wǎng)絡(luò)包亂序（reordering）問題。

Acknowledgement Number就是ACK——用于確認(rèn)收到，用來解決不丟包的問題。

Window又叫Advertised-Window，也就是著名的滑動窗口（Sliding Window），用于解決流控的。

TCP Flag?，也就是包的類型，主要是用于操控TCP的狀態(tài)機(jī)的。

關(guān)于其它的東西，可以參看下面的圖示

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TCP的狀態(tài)機(jī)

其實(shí)，網(wǎng)絡(luò)上的傳輸是沒有連接的，包括TCP也是一樣的。而TCP所謂的“連接”，其實(shí)只不過是在通訊的雙方維護(hù)一個“連接狀態(tài)”，讓它看上去好像有連接一樣。所以，TCP的狀態(tài)變換是非常重要的。

下面是：“TCP協(xié)議的狀態(tài)機(jī)”（圖片來源） 和 “TCP建鏈接”、“TCP斷鏈接”、“傳數(shù)據(jù)” 的對照圖，我把兩個圖并排放在一起，這樣方便在你對照著看。另外，下面這兩個圖非常非常的重要，你一定要記牢。（吐個槽：看到這樣復(fù)雜的狀態(tài)機(jī)，就知道這個協(xié)議有多復(fù)雜，復(fù)雜的東西總是有很多坑爹的事情，所以TCP協(xié)議其實(shí)也挺坑爹的）

很多人會問，為什么建鏈接要3次握手，斷鏈接需要4次揮手？

對于建鏈接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的雙方要互相通知對方自己的初始化的Sequence Number（縮寫為ISN：Inital Sequence Number）——所以叫SYN，全稱Synchronize Sequence Numbers。也就上圖中的 x 和 y。這個號要作為以后的數(shù)據(jù)通信的序號，以保證應(yīng)用層接收到的數(shù)據(jù)不會因為網(wǎng)絡(luò)上的傳輸?shù)膯栴}而亂序（TCP會用這個序號來拼接數(shù)據(jù)）。

對于4次揮手，其實(shí)你仔細(xì)看是2次，因為TCP是全雙工的，所以，發(fā)送方和接收方都需要Fin和Ack。只不過，有一方是被動的，所以看上去就成了所謂的4次揮手。如果兩邊同時斷連接，那就會就進(jìn)入到CLOSING狀態(tài)，然后到達(dá)TIME_WAIT狀態(tài)。下圖是雙方同時斷連接的示意圖（你同樣可以對照著TCP狀態(tài)機(jī)看）：

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兩端同時斷連接（圖片來源）

另外，有幾個事情需要注意一下：

關(guān)于建連接時SYN超時。試想一下，如果server端接到了clien發(fā)的SYN后回了SYN-ACK后client掉線了，server端沒有收到client回來的ACK，那么，這個連接處于一個中間狀態(tài)，即沒成功，也沒失敗。于是，server端如果在一定時間內(nèi)沒有收到的TCP會重發(fā)SYN-ACK。在Linux下，默認(rèn)重試次數(shù)為5次，重試的間隔時間從1s開始每次都翻售，5次的重試時間間隔為1s, 2s, 4s, 8s, 16s，總共31s，第5次發(fā)出后還要等32s都知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才會把斷開這個連接。

關(guān)于SYN Flood攻擊。一些惡意的人就為此制造了SYN Flood攻擊——給服務(wù)器發(fā)了一個SYN后，就下線了，于是服務(wù)器需要默認(rèn)等63s才會斷開連接，這樣，攻擊者就可以把服務(wù)器的syn連接的隊列耗盡，讓正常的連接請求不能處理。于是，Linux下給了一個叫tcp_syncookies的參數(shù)來應(yīng)對這個事——當(dāng)SYN隊列滿了后，TCP會通過源地址端口、目標(biāo)地址端口和時間戳打造出一個特別的Sequence Number發(fā)回去（又叫cookie），如果是攻擊者則不會有響應(yīng)，如果是正常連接，則會把這個 SYN Cookie發(fā)回來，然后服務(wù)端可以通過cookie建連接（即使你不在SYN隊列中）。請注意，請先千萬別用tcp_syncookies來處理正常的大負(fù)載的連接的情況。因為，synccookies是妥協(xié)版的TCP協(xié)議，并不嚴(yán)謹(jǐn)。對于正常的請求，你應(yīng)該調(diào)整三個TCP參數(shù)可供你選擇，第一個是：tcp_synack_retries 可以用他來減少重試次數(shù)；第二個是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN連接數(shù)；第三個是：tcp_abort_on_overflow 處理不過來干脆就直接拒絕連接了。

關(guān)于ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然會出問題的——比如：如果連接建好后始終用1來做ISN，如果client發(fā)了30個segment過去，但是網(wǎng)絡(luò)斷了，于是 client重連，又用了1做ISN，但是之前連接的那些包到了，于是就被當(dāng)成了新連接的包，此時，client的Sequence Number 可能是3，而Server端認(rèn)為client端的這個號是30了。全亂了。RFC793中說，ISN會和一個假的時鐘綁在一起，這個時鐘會在每4微秒對ISN做加一操作，直到超過2^32，又從0開始。這樣，一個ISN的周期大約是4.55個小時。因為，我們假設(shè)我們的TCP Segment在網(wǎng)絡(luò)上的存活時間不會超過Maximum Segment Lifetime（縮寫為MSL -?Wikipedia語條），所以，只要MSL的值小于4.55小時，那么，我們就不會重用到ISN。

關(guān)于 MSL 和?TIME_WAIT。通過上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎么來的了。我們注意到，在TCP的狀態(tài)圖中，從TIME_WAIT狀態(tài)到CLOSED狀態(tài)，有一個超時設(shè)置，這個超時設(shè)置是 2*MSL（RFC793定義了MSL為2分鐘，Linux設(shè)置成了30s）為什么要這有TIME_WAIT？為什么不直接給轉(zhuǎn)成CLOSED狀態(tài)呢？主要有兩個原因：1）TIME_WAIT確保有足夠的時間讓對端收到了ACK，如果被動關(guān)閉的那方?jīng)]有收到Ack，就會觸發(fā)被動端重發(fā)Fin，一來一去正好2個MSL，2）有足夠的時間讓這個連接不會跟后面的連接混在一起（你要知道，有些自做主張的路由器會緩存IP數(shù)據(jù)包，如果連接被重用了，那么這些延遲收到的包就有可能會跟新連接混在一起）。你可以看看這篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》

關(guān)于TIME_WAIT數(shù)量太多。從上面的描述我們可以知道，TIME_WAIT是個很重要的狀態(tài)，但是如果在大并發(fā)的短鏈接下，TIME_WAIT 就會太多，這也會消耗很多系統(tǒng)資源。只要搜一下，你就會發(fā)現(xiàn)，十有八九的處理方式都是教你設(shè)置兩個參數(shù)，一個叫tcp_tw_reuse，另一個叫tcp_tw_recycle的參數(shù)，這兩個參數(shù)默認(rèn)值都是被關(guān)閉的，后者recyle比前者resue更為激進(jìn)，resue要溫柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需設(shè)置tcp_timestamps=1，否則無效。這里，你一定要注意，打開這兩個參數(shù)會有比較大的坑——可能會讓TCP連接出一些詭異的問題（因為如上述一樣，如果不等待超時重用連接的話，新的連接可能會建不上。正如官方文檔上說的一樣“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。

關(guān)于tcp_tw_reuse。官方文檔上說tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保證協(xié)議的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在兩邊都被打開（你可以讀一下tcp_twsk_unique的源碼?）。我個人估計還是有一些場景會有問題。

關(guān)于tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打開了話，會假設(shè)對端開啟了tcp_timestamps，然后會去比較時間戳，如果時間戳變大了，就可以重用。但是，如果對端是一個NAT網(wǎng)絡(luò)的話（如：一個公司只用一個IP出公網(wǎng)）或是對端的IP被另一臺重用了，這個事就復(fù)雜了。建鏈接的SYN可能就被直接丟掉了（你可能會看到connection time out的錯誤）（如果你想觀摩一下Linux的內(nèi)核代碼，請參看源碼?tcp_timewait_state_process）。

關(guān)于tcp_max_tw_buckets。這個是控制并發(fā)的TIME_WAIT的數(shù)量，默認(rèn)值是180000，如果超限，那么，系統(tǒng)會把多的給destory掉，然后在日志里打一個警告（如：time wait bucket table overflow），官網(wǎng)文檔說這個參數(shù)是用來對抗DDoS攻擊的。也說的默認(rèn)值180000并不小。這個還是需要根據(jù)實(shí)際情況考慮。

Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle來解決TIME_WAIT的問題是非常非常危險的，因為這兩個參數(shù)違反了TCP協(xié)議（RFC?1122）?

其實(shí)，TIME_WAIT表示的是你主動斷連接，所以，這就是所謂的“不作死不會死”。試想，如果讓對端斷連接，那么這個破問題就是對方的了，呵呵。另外，如果你的服務(wù)器是于HTTP服務(wù)器，那么設(shè)置一個HTTP的KeepAlive有多重要（瀏覽器會重用一個TCP連接來處理多個HTTP請求），然后讓客戶端去斷鏈接（你要小心，瀏覽器可能會非常貪婪，他們不到萬不得已不會主動斷連接）。

數(shù)據(jù)傳輸中的Sequence Number

下圖是我從Wireshark中截了個我在訪問coolshell.cn時的有數(shù)據(jù)傳輸?shù)膱D給你看一下，SeqNum是怎么變的。（使用Wireshark菜單中的Statistics ->Flow Graph… ）

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你可以看到，SeqNum的增加是和傳輸?shù)淖止?jié)數(shù)相關(guān)的。上圖中，三次握手后，來了兩個Len:1440的包，而第二個包的SeqNum就成了1441。然后第一個ACK回的是1441，表示第一個1440收到了。

注意：如果你用Wireshark抓包程序看3次握手，你會發(fā)現(xiàn)SeqNum總是為0，不是這樣的，Wireshark為了顯示更友好，使用了Relative SeqNum——相對序號，你只要在右鍵菜單中的protocol preference 中取消掉就可以看到“Absolute SeqNum”了

TCP重傳機(jī)制

TCP要保證所有的數(shù)據(jù)包都可以到達(dá)，所以，必需要有重傳機(jī)制。

注意，接收端給發(fā)送端的Ack確認(rèn)只會確認(rèn)最后一個連續(xù)的包，比如，發(fā)送端發(fā)了1,2,3,4,5一共五份數(shù)據(jù)，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此時3沒收到），此時的TCP會怎么辦？我們要知道，因為正如前面所說的，SeqNum和Ack是以字節(jié)數(shù)為單位，所以ack的時候，不能跳著確認(rèn)，只能確認(rèn)最大的連續(xù)收到的包，不然，發(fā)送端就以為之前的都收到了。

超時重傳機(jī)制

一種是不回ack，死等3，當(dāng)發(fā)送方發(fā)現(xiàn)收不到3的ack超時后，會重傳3。一旦接收方收到3后，會ack 回 4——意味著3和4都收到了。

但是，這種方式會有比較嚴(yán)重的問題，那就是因為要死等3，所以會導(dǎo)致4和5即便已經(jīng)收到了，而發(fā)送方也完全不知道發(fā)生了什么事，因為沒有收到Ack，所以，發(fā)送方可能會悲觀地認(rèn)為也丟了，所以有可能也會導(dǎo)致4和5的重傳。

對此有兩種選擇：

一種是僅重傳timeout的包。也就是第3份數(shù)據(jù)。

另一種是重傳timeout后所有的數(shù)據(jù)，也就是第3，4，5這三份數(shù)據(jù)。

這兩種方式有好也有不好。第一種會節(jié)省帶寬，但是慢，第二種會快一點(diǎn)，但是會浪費(fèi)帶寬，也可能會有無用功。但總體來說都不好。因為都在等timeout，timeout可能會很長（在下篇會說TCP是怎么動態(tài)地計算出timeout的）

快速重傳機(jī)制

于是，TCP引入了一種叫Fast Retransmit?的算法，不以時間驅(qū)動，而以數(shù)據(jù)驅(qū)動重傳。也就是說，如果，包沒有連續(xù)到達(dá)，就ack最后那個可能被丟了的包，如果發(fā)送方連續(xù)收到3次相同的ack，就重傳。Fast Retransmit的好處是不用等timeout了再重傳。

比如：如果發(fā)送方發(fā)出了1，2，3，4，5份數(shù)據(jù)，第一份先到送了，于是就ack回2，結(jié)果2因為某些原因沒收到，3到達(dá)了，于是還是ack回2，后面的4和5都到了，但是還是ack回2，因為2還是沒有收到，于是發(fā)送端收到了三個ack=2的確認(rèn)，知道了2還沒有到，于是就馬上重轉(zhuǎn)2。然后，接收端收到了2，此時因為3，4，5都收到了，于是ack回6。示意圖如下：

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Fast?Retransmit只解決了一個問題，就是timeout的問題，它依然面臨一個艱難的選擇，就是重轉(zhuǎn)之前的一個還是重裝所有的問題。對于上面的示例來說，是重傳#2呢還是重傳#2，#3，#4，#5呢？因為發(fā)送端并不清楚這連續(xù)的3個ack(2)是誰傳回來的？也許發(fā)送端發(fā)了20份數(shù)據(jù)，是#6，#10，#20傳來的呢。這樣，發(fā)送端很有可能要重傳從2到20的這堆數(shù)據(jù)（這就是某些TCP的實(shí)際的實(shí)現(xiàn)）?？梢?，這是一把雙刃劍。

SACK 方法

另外一種更好的方式叫：Selective Acknowledgment (SACK)（參看RFC 2018），這種方式需要在TCP頭里加一個SACK的東西，ACK還是Fast Retransmit的ACK，SACK則是匯報收到的數(shù)據(jù)碎版。參看下圖：

這樣，在發(fā)送端就可以根據(jù)回傳的SACK來知道哪些數(shù)據(jù)到了，哪些沒有到。于是就優(yōu)化了Fast?Retransmit的算法。當(dāng)然，這個協(xié)議需要兩邊都支持。在 Linux下，可以通過tcp_sack參數(shù)打開這個功能（Linux 2.4后默認(rèn)打開）。

這里還需要注意一個問題——接收方Reneging，所謂Reneging的意思就是接收方有權(quán)把已經(jīng)報給發(fā)送端SACK里的數(shù)據(jù)給丟了。這樣干是不被鼓勵的，因為這個事會把問題復(fù)雜化了，但是，接收方這么做可能會有些極端情況，比如要把內(nèi)存給別的更重要的東西。所以，發(fā)送方也不能完全依賴SACK，還是要依賴ACK，并維護(hù)Time-Out，如果后續(xù)的ACK沒有增長，那么還是要把SACK的東西重傳，另外，接收端這邊永遠(yuǎn)不能把SACK的包標(biāo)記為Ack。

注意：SACK會消費(fèi)發(fā)送方的資源，試想，如果一個攻擊者給數(shù)據(jù)發(fā)送方發(fā)一堆SACK的選項，這會導(dǎo)致發(fā)送方開始要重傳甚至遍歷已經(jīng)發(fā)出的數(shù)據(jù)，這會消耗很多發(fā)送端的資源。詳細(xì)的東西請參看《TCP SACK的性能權(quán)衡》

Duplicate SACK – 重復(fù)收到數(shù)據(jù)的問題

Duplicate SACK又稱D-SACK，其主要使用了SACK來告訴發(fā)送方有哪些數(shù)據(jù)被重復(fù)接收了。RFC-2833里有詳細(xì)描述和示例。下面舉幾個例子（來源于RFC-2833）

D-SACK使用了SACK的第一個段來做標(biāo)志，

如果SACK的第一個段的范圍被ACK所覆蓋，那么就是D-SACK

如果SACK的第一個段的范圍被SACK的第二個段覆蓋，那么就是D-SACK

示例一：ACK丟包

下面的示例中，丟了兩個ACK，所以，發(fā)送端重傳了第一個數(shù)據(jù)包（3000-3499），于是接收端發(fā)現(xiàn)重復(fù)收到，于是回了一個SACK=3000-3500，因為ACK都到了4000意味著收到了4000之前的所有數(shù)據(jù)，所以這個SACK就是D-SACK——旨在告訴發(fā)送端我收到了重復(fù)的數(shù)據(jù)，而且我們的發(fā)送端還知道，數(shù)據(jù)包沒有丟，丟的是ACK包。

Transmitted Received ACK Sent Segment Segment (Including SACK Blocks)3000-34993000-34993500(ACK dropped)3500-39993500-39994000(ACK dropped)3000-34993000-34994000, SACK=3000-3500---------

示例二，網(wǎng)絡(luò)延誤

下面的示例中，網(wǎng)絡(luò)包（1000-1499）被網(wǎng)絡(luò)給延誤了，導(dǎo)致發(fā)送方?jīng)]有收到ACK，而后面到達(dá)的三個包觸發(fā)了“Fast Retransmit算法”，所以重傳，但重傳時，被延誤的包又到了，所以，回了一個SACK=1000-1500，因為ACK已到了3000，所以，這個SACK是D-SACK——標(biāo)識收到了重復(fù)的包。

這個案例下，發(fā)送端知道之前因為“Fast Retransmit算法”觸發(fā)的重傳不是因為發(fā)出去的包丟了，也不是因為回應(yīng)的ACK包丟了，而是因為網(wǎng)絡(luò)延時了。

Transmitted Received ACK Sent Segment Segment (Including SACK Blocks)500-999500-99910001000-1499(delayed)1500-19991500-19991000, SACK=1500-20002000-24992000-24991000, SACK=1500-25002500-29992500-29991000, SACK=1500-30001000-14991000-149930001000-14993000, SACK=1000-1500---------

可見，引入了D-SACK，有這么幾個好處：

1）可以讓發(fā)送方知道，是發(fā)出去的包丟了，還是回來的ACK包丟了。

2）是不是自己的timeout太小了，導(dǎo)致重傳。

3）網(wǎng)絡(luò)上出現(xiàn)了先發(fā)的包后到的情況（又稱reordering）

4）網(wǎng)絡(luò)上是不是把我的數(shù)據(jù)包給復(fù)制了。

知道這些東西可以很好得幫助TCP了解網(wǎng)絡(luò)情況，從而可以更好的做網(wǎng)絡(luò)上的流控。

Linux下的tcp_dsack參數(shù)用于開啟這個功能（Linux 2.4后默認(rèn)打開）

好了，上篇就到這里結(jié)束了。