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TCP需要注意的知识点

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TCP基础知识

为什么需要TCP

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。

TCP是什么

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，也即无法做到一对多。
  • 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：消息是没有边的，所以无论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。

TCP头部中比较重要的字段：

  • 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。
    • SYN：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。

TCP建立连接

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。

建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务器端达成三个信息的共识。

  • 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

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。

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:

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。

TCP三次握手过程和状态变迁

  • 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
  • 第一次握手：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
  • 第二次握手: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。
  • 第三次握手：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。

查看tcp的连接状态

netstat -napt

为什么需要三次握手，两次或者四次是否可以？

  • 避免历史连接：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，往往并不是如期望的一样，先发送的数据包，就先到达目标主机，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？
    • 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
      • 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
  • 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
    • 客户端和服务器双发使用序列号保证在来回通信过程中初始序列号能被可靠的同步。
  • 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。

为什么客户端和服务器端的初始序列号ISN是不相同的

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。

IP层会分片，为什么TCP层还需要MSS

  • MTU(maximum transmission unit)：一个网络包的最大长度，以太网中一般为 1500 字节
  • MSS(maximum segment size)：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？

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，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。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。

SYN攻击

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。

SYN攻击的避免

方式一：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

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:

SYN_ACCPET队列工作原理

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 队列取出连接。

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。

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

cookie启动

  • 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。

TCP断开连接

TCP四次挥手过程及状态变迁

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。

  • 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。

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。

为什么需要四次挥手

  • 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
    • 假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，有相同端口的 TCP 连接可能被复用，被延迟的数据包抵达后会：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
    • 经过 2MSL 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。
  • 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。
    • 假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，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。

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：

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#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。

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，端口资源是有限的，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

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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？

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

    • 复用处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所用
    • net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1,使用前提：打开对 TCP 时间戳的支持: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，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)
    • 注意：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。

  • 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。

  • 程序中使用 SO_LINGER ，应用强制使用 RST 关闭

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

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。该机制的原理为：

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：

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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。这个时间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：

  • 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。

  • 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。

  • 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。

socket编程

socket编程与TCP状态的对应图：

socket编程与通信过程的对应

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

backlog

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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

第三次握手的包到达服务器端后，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。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

  • 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

参考

https://mp.weixin.qq.com/s/tH8RFmjrveOmgLvk9hmrkw