TCP

ack是接收端期望接收到的数据序号，等于已接收到序号+1。

1. 有连接的：建立和终止

三次握手

  1. SYN ACK+SYN ACK
  2. 被动连接端的ACK通过SYN捎带
  3. 交换双方的： 初始序列号 / MSS / 窗口大小（？）

四次挥手

  1. FIN ACK FIN ACK
  2. 单向关闭
  3. 半关闭。通过半关闭向另一端告知数据发送完毕。

状态变换：

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主动关闭方的状态：

  • FIN_WAIT_1 ：发送 FIN 后等待对方的 ACK
  • FIN_WAIT_2 ：收到对方对自己 FIN 的 ACK 后等待对方的 FIN
  • TIME_WAIT ：收到对方的 FIN 并发送 ACK 后进入该状态

MSS

根据物理层的MTU计算，避免IP层分段

2MSL（TIME_WAIT）状态

  1. 主动关闭端在发送对FIN的最后一个ACK后，等待2MSL时间。MSL, max segment lifetime，一个segment在网络中存活的最长时间。

原因：

  • 被动关闭端可能没有收到ACK而重发FIN，如果不等待，这个重发的FIN可能将新的连接关闭掉；
  • 网络中可能还有在传输的旧的重传报文段，可能被当做新连接的数据。

等2MSL：一个ACK+FIN的最大时间，如果在这个时间段内没有收到重发的FIN，认为对方已经收到ACK正确关闭了。

  1. 处于2MSL状态的端口不能被使用。客户端每次连接随机选一个端口，因此没有影响；而服务器端固定端口，因此在服务器端主动关闭，必须等待一段时间才能重新绑定到原端口。设置选项SO_REUSEADDR可以取消这个设定。
  2. 在此期间拒绝任何收到的数据。

RST

  1. TCP模块会在自己认为的异常时刻发送RST；
  2. 不会对RST发ACK，立即丢弃缓冲区中的数据；
  3. 用RST而不是FIN关闭连接，称为abortive release（相对orderly release）；api会通知应用层连接是异常关闭的。
  4. 常见的产生时机：
    • 连接到/发送数据到没有使用的端口，收到RST
    • 关闭连接时接收缓冲区还有数据没被消费，将发送RST
    • 向一个已经close()的socket发送数据，将收到RST —- close和shutdown虽然都是发送FIN关闭连接，但前者的语义是关闭读写，后者是关闭写，但依然能读。

同时打开

两端都是主动打开。SYN SYN+ACK / SYN SYN+ACK。4个segment。

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同时关闭

两端都是主动关闭，FIN ACK / FIN ACK，两端最后都进入2MSL状态。

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并发TCP服务器

Listen状态的socket在接收连接请求后，内核会创建一个新的established状态的socket；原socket依然是listen状态；二者在服务器端使用同一个端口。

backlog队列

  1. 服务器端的TCP模块内有一个连接队列，保存所有已被TCP接受（三次握手完成），但未被应用层接受的连接；队列的长度由应用层指定，称为backlog；
  2. TCP连接的建立 和 应用层得到一个已经建立的连接，是一个生产者消费者模型；应用层无法拒绝客户端的连接请求。
  3. 客户端发起连接成功后，该连接在服务器端可能只在backlog队列中，此时客户端如果发送数据，将被缓存在TCP接收buffer中；
  4. backlog队列满后，不会回应发来的FIN，让客户端重试。如果backlog队列一直满，客户端终将超时。

2. 滑动窗口

urgent mode

URG标志位为1时，说明报文段是紧急数据，需要尽快被应用进程接收和处理。普通数据在接收端是按序交付给应用进程的，紧急模式在两端间建立了一个独立于普通数据的逻辑信道，接收端通常将普通数据和紧急数据分开存放，二者之间不遵守有序的规则，允许越过普通数据直接读取后面的紧急数据。这种数据也被称为”带外数据“（out-of-band data），但实际上，带外数据和普通数据是共享物理信道传输的。

delayed ack

接收端不立即发送ack，而是等待一段时间，和数据一起发送，或和另一个ack合并成一个发送。

滑动窗口的工作方式

窗口通知：
发送端维护发送窗口大小（不在包中传输），接收端在ACK中告知接收窗口大小；

发送窗口初始是发送缓冲区大小，接收窗口初始是接收缓冲区大小；缓冲区决定窗口的最大值；

发送窗口一般包括3个部分，从左到右：

  1. 已发送但未收到ACK的数据
  2. 可以立即发送的数据
  3. 空闲空间；

接收窗口就是接收缓冲区还剩多少空间，接收端处理能力越强，从缓冲区提取数据的速度就越快，接收窗口就越大；

发送窗口大小由接收窗口决定，发送端收到ACK后：

  1. 丢弃缓存中对应的数据，左沿向右移动；（收缩）
  2. 根据ACK告知的接收窗口看是否需要移动右沿；已发送未 ACK 的数据 + 可立即发送数据 + 空闲 = 接收窗口；（扩张）

作用：

  1. 提高效率，可以同时发送多个数据；
  2. 流量控制，适配不同处理能力的发送端和接收端

最优窗口大小（即发送/接收缓冲区大小）的计算：

  • 尽量将两端之间的信道填满；
  • 填满时，在信道上传输的数据 = 带宽（数据传输速度） * RTT，两个缓冲区应至少为这个大小

问题1：零窗口

接收端接收缓冲区满时，ACK中接收窗口为0，阻止发送端发送数据。发送方需要在接收方缓冲区空出来时得到通知，因此在发现零窗口后会进行窗口探测，即定时发送含有1字节内容的segment，通过其ACK查询接收方的接收窗口。

问题2：糊涂窗口综合症 (silly window syndrome)

现象：大量的小segment被传输（payload太小），造成网络利用率低下

发送端和接收端都有可能引起这种情况：

  1. 发送端每次只发送少量数据；
  2. 接收端的处理能力不够或应用层没有即时从接收缓冲区中取数据，接收窗口一直很小，发送端只能发小segment。

解决：
* 发送端: nagle算法 *

  1. 只针对小segment的stop-wait协议，大segment不受影响；
  2. 在前一个 小segment（小于MSS）的ack未到来前，缓存并合并其他要发送的小segment；
  3. 如果ack回来的很快，合并不了多少数据；
  4. ack通常是delayed，会导致数据发送的延时；不适合实时性的应用（可以取消）；
  5. 目的是减少segment数目。

* 接收端: *
在接收端，当接收窗口小于一定阈值（如MSS一半）时，无论是数据确认ACK，还是对窗口探测的回应ACK，都宣告接收窗口为0，阻止发送端发送小报文段。

3. 可靠性：超时重传

每个segment发送后都会有一个计时器负责接收ACK，如果超时，则重新发送该segment。

首先要预测当前发送的segment的RTT：
R = αR + (1-α)M，M是测量到的RTT，R是估计的RTT。

然后计算RTO(Retransmission TimeOut):
简单版：RTO = R*β
复杂版，将RTT的估计值，RTT的偏差的估计值也考虑在内：

Err = M - R  #Err是实际RTT和估计RTT的差值
R = R + g*Err = (1-g)*R + g*M #计算估计RTT，和之前的算法一模一样
D = D + h*(|Err| - D) # 计算估计偏差，”估计偏差“指的是 估计RTT 和 真实RTT  的差值。这个算法和估计RTT的计算方法是一样的
RTO = R + 4D #

多次重传时RTO的exponential backoff（指数退避）

4. 顺序性

数据乱序到达，接收端可以不丢弃，而是缓冲起来，组装成有序后交付给应用进程。

快速重传

接收端在接收到乱序segment时，用重复ACK提醒发送端空洞的存在，使之发送丢失数据，保证可靠性。
例：发送端发送了5/6/7/8/9，假如接收端按顺序接收5/9/7/8，6丢失了，则在接收到9/7/8后均会发送ACK=6；当发送端收到3个重复的值为6的ack时认为6丢失了，打断6的超时timer并立即重新发送。
为什么阈值是3呢？这是一个权衡，重复ACK可能是由段丢失引起的，但也可能只是段乱序到达了而已，比如5/7/8/6/9，在7和8处会发送两个重复的ACK，但是紧接着6就到了，接收端重组后一切正常，此时也不会触发发送端的快速重传。

优点：接收端利用空洞后的segment比超时更快地检测到丢失片段，效率更高。

5. 拥塞控制

问题：堵塞 –> 数据丢失 –> 超时重传 –> 更堵塞

解决办法：

  1. 探测堵塞;
  2. 发现堵塞时控制自己发送数据的速度。

探测堵塞

上文已经提到了各种推测segment丢失的办法：超时 / 重复ACK，一旦出现段丢失则认为堵塞。

但是注意，这两种情况下的阻塞程度不一样：

  1. 超时：严重阻塞，发送了若干段但是一个ACK都没回来；
  2. 重复ACK：轻微阻塞，或者没有阻塞。因为后续的段到达了，只有中间某些段没有到达。

控制速度

单纯的滑动窗口中，发送方通过接收方通告的接收窗口大小调整发送窗口，从而控制发送速度；为了拥塞控制，TCP还会在发送端维护一个拥塞窗口，真实发送窗口= min(接收窗口，拥塞窗口)。

拥塞控制有3个阶段：

  1. 慢启动(slow start)
  2. 拥塞避免(congestion avoidance)
  3. 快速恢复（相对快速重传而言）

// cwnd： 拥塞窗口大小

慢启动

系统从slow start阶段开始。在这一阶段cwnd被置为1，只能发送1个segment；每收到1个ack，都给拥塞窗口+1，即下次可以发送2个段，下下次可以发送4个段，即乘性倍增。

拥塞避免

当cwnd增长到某个阈值ssthresh(slow start threshhold)时，拥塞窗口进入congestion avoidance状态。此时发送窗口在每个窗口中所有片段都传输完毕后，将拥塞窗口+1，线性缓慢增长。

在congestion avoidance状态下，一旦出现探测到拥塞，ssthresh 立即更新为当前cwnd的一半，随后分两种情况：如果是ACK超时检测到的拥塞，则进入slow start；如果是重复ACK，则进入快速恢复阶段。

快速恢复

  1. cwnd增加3个segment的长度（加3的原因是因为收到3个重复的ACK，表明有3个“老”的数据包离开了网络），以后每收到一个重复的ACK，就再增加1个segment长度。这是因为一个重复ACK说明有一个段已被发送出去，可以发送另一个段了；

  2. 当收到一个非重复ACK时，说明对方的数据接收完整了，发送端将cwnds复原为sthresh（已经减半了），重新回到congestion avoidance状态。

分开处理的原因正如前所述，两种情况表达的拥塞程度不同。对超时表达的严重堵塞，需严厉地立刻降低发送速率，因此直接进入慢启动阶段；对重复ACK，说明双方仍然有数据流动，我们不希望执行slow start突然减少数据流。

如果在slow start阶段就出现丢失数据，则slow start立刻开始，ssthresh更新为cwnd的一半。

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总体来说，拥塞窗口的状态变迁是一个试探性的过程。slow start阶段起步速度低，不太可能出现拥塞，因此发送速度可以快速攀升；congestion avoidance阶段速度接近饱和，采用更保守的方式，速度缓慢增长逼近极限。一旦探测到拥塞，就将slow start的拐点降低为当前拥塞窗口的一半，且如果是严重堵塞，则立即重置，避免网络负担；如果是轻微拥塞，则快速恢复。

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