TCP 协议面试灵魂 12 问 !

先亮出这篇文章的思惟导图 在这里插入图片描述 TCP 做为传输层的协议,是一个软件工程师素养的体现,也是面试中常常被问到的知识点。在此,我将 TCP 核心的一些问题梳理了一下,但愿能帮到各位。面试

001.能不能说一说 TCP 和 UDP 的区别?算法

首先归纳一下基本的区别:浏览器

TCP是一个面向链接的、可靠的、基于字节流的传输层协议。缓存

而UDP是一个面向无链接的传输层协议。(就这么简单,其它TCP的特性也就没有了)。安全

具体来分析,和 UDP 相比,TCP 有三大核心特性:服务器

  • 面向链接。所谓的链接,指的是客户端和服务器的链接,在双方互相通讯以前,TCP 须要三次握手创建链接,而 UDP 没有相应创建链接的过程。微信

  • 可靠性。TCP 花了很是多的功夫保证链接的可靠,这个可靠性体如今哪些方面呢?一个是有状态,另外一个是可控制。网络

TCP 会精准记录哪些数据发送了,哪些数据被对方接收了,哪些没有被接收到,并且保证数据包按序到达,不容许半点差错。这是有状态。机器学习

当意识到丢包了或者网络环境不佳,TCP 会根据具体状况调整本身的行为,控制本身的发送速度或者重发。这是可控制。tcp

相应的,UDP 就是无状态, 不可控的。

  • 面向字节流。UDP 的数据传输是基于数据报的,这是由于仅仅只是继承了 IP 层的特性,而 TCP 为了维护状态,将一个个 IP 包变成了字节流。

002: 说说 TCP 三次握手的过程?为何是三次而不是两次、四次?

恋爱模拟 以谈恋爱为例,两我的可以在一块儿最重要的事情是首先确认各自爱和被爱的能力。接下来咱们以此来模拟三次握手的过程。

第一次:

男: 我爱你。

女方收到。

由此证实男方拥有爱的能力。

第二次:

女: 我收到了你的爱,我也爱你。

男方收到。

OK,如今的状况说明,女方拥有爱和被爱的能力。

第三次:

男: 我收到了你的爱。

女方收到。

如今可以保证男方具有被爱的能力。

由此完整地确认了双方爱和被爱的能力,两人开始一段甜蜜的爱情。

真实握手 固然刚刚那段属于扯淡,不表明本人价值观,目的是让你们理解整个握手过程的意义,由于两个过程很是类似。对应到 TCP 的三次握手,也是须要确认双方的两样能力: 发送的能力和接收的能力。因而便会有下面的三次握手的过程: 在这里插入图片描述 从最开始双方都处于CLOSED状态。而后服务端开始监听某个端口,进入了LISTEN状态。

而后客户端主动发起链接,发送 SYN , 本身变成了SYN-SENT状态。

服务端接收到,返回SYN和ACK(对应客户端发来的SYN),本身变成了SYN-REVD。

以后客户端再发送ACK给服务端,本身变成了ESTABLISHED状态;服务端收到ACK以后,也变成了ESTABLISHED状态。

另外须要提醒你注意的是,从图中能够看出,SYN 是须要消耗一个序列号的,下次发送对应的 ACK 序列号要加1,为何呢?只须要记住一个规则:

凡是须要对端确认的,必定消耗TCP报文的序列号。

SYN 须要对端的确认, 而 ACK 并不须要,所以 SYN 消耗一个序列号而 ACK 不须要。

为何不是两次? 根本缘由: 没法确认客户端的接收能力。

分析以下:

若是是两次,你如今发了 SYN 报文想握手,可是这个包滞留在了当前的网络中迟迟没有到达,TCP 觉得这是丢了包,因而重传,两次握手创建好了链接。

看似没有问题,可是链接关闭后,若是这个滞留在网路中的包到达了服务端呢?这时候因为是两次握手,服务端只要接收到而后发送相应的数据包,就默认创建链接,可是如今客户端已经断开了。

看到问题的吧,这就带来了链接资源的浪费。

为何不是四次? 三次握手的目的是确认双方发送和接收的能力,那四次握手能够嘛?

固然能够,100 次均可以。但为了解决问题,三次就足够了,再多用处就不大了。

三次握手过程当中能够携带数据么? 第三次握手的时候,能够携带。前两次握手不能携带数据。

若是前两次握手可以携带数据,那么一旦有人想攻击服务器,那么他只须要在第一次握手中的 SYN 报文中放大量数据,那么服务器势必会消耗更多的时间和内存空间去处理这些数据,增大了服务器被攻击的风险。

第三次握手的时候,客户端已经处于ESTABLISHED状态,而且已经可以确认服务器的接收、发送能力正常,这个时候相对安全了,能够携带数据。

同时打开会怎样? 若是双方同时发 SYN报文,状态变化会是怎样的呢?

这是一个可能会发生的状况。

状态变迁以下: 在这里插入图片描述 在发送方给接收方发SYN报文的同时,接收方也给发送方发SYN报文,两我的刚上了!

发完SYN,二者的状态都变为SYN-SENT。

在各自收到对方的SYN后,二者状态都变为SYN-REVD。

接着会回复对应的ACK + SYN,这个报文在对方接收以后,二者状态一块儿变为ESTABLISHED。

这就是同时打开状况下的状态变迁。

003: 说说 TCP 四次挥手的过程

过程拆解 在这里插入图片描述 刚开始双方处于ESTABLISHED状态。

客户端要断开了,向服务器发送 FIN 报文,在 TCP 报文中的位置以下图: 在这里插入图片描述 发送后客户端变成了FIN-WAIT-1状态。注意, 这时候客户端同时也变成了half-close(半关闭)状态,即没法向服务端发送报文,只能接收。

服务端接收后向客户端确认,变成了CLOSED-WAIT状态。

客户端接收到了服务端的确认,变成了FIN-WAIT2状态。

随后,服务端向客户端发送FIN,本身进入LAST-ACK状态,

客户端收到服务端发来的FIN后,本身变成了TIME-WAIT状态,而后发送 ACK 给服务端。

注意了,这个时候,客户端须要等待足够长的时间,具体来讲,是 2 个 MSL(Maximum Segment Lifetime,报文最大生存时间), 在这段时间内若是客户端没有收到服务端的重发请求,那么表示 ACK 成功到达,挥手结束,不然客户端重发 ACK。

等待2MSL的意义 若是不等待会怎样?

若是不等待,客户端直接跑路,当服务端还有不少数据包要给客户端发,且还在路上的时候,若客户端的端口此时恰好被新的应用占用,那么就接收到了无用数据包,形成数据包混乱。因此,最保险的作法是等服务器发来的数据包都死翘翘再启动新的应用。

那,照这样说一个 MSL 不就不够了吗,为何要等待 2 MSL?

  • 1 个 MSL 确保四次挥手中主动关闭方最后的 ACK 报文最终能达到对端
  • 1 个 MSL 确保对端没有收到 ACK 重传的 FIN 报文能够到达 这就是等待 2MSL 的意义。

为何是四次挥手而不是三次? 由于服务端在接收到FIN, 每每不会当即返回FIN, 必须等到服务端全部的报文都发送完毕了,才能发FIN。所以先发一个ACK表示已经收到客户端的FIN,延迟一段时间才发FIN。这就形成了四次挥手。

若是是三次挥手会有什么问题? 等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手,这个时候长时间的延迟可能会致使客户端误觉得FIN没有到达客户端,从而让客户端不断的重发FIN。

同时关闭会怎样? 若是客户端和服务端同时发送 FIN ,状态会如何变化?如图所示: 在这里插入图片描述

004: 说说半链接队列和 SYN Flood 攻击的关系

三次握手前,服务端的状态从CLOSED变为LISTEN, 同时在内部建立了两个队列:半链接队列和全链接队列,即SYN队列和ACCEPT队列。

半链接队列 当客户端发送SYN到服务端,服务端收到之后回复ACK和SYN,状态由LISTEN变为SYN_RCVD,此时这个链接就被推入了SYN队列,也就是半链接队列。

全链接队列 当客户端返回ACK, 服务端接收后,三次握手完成。这个时候链接等待被具体的应用取走,在被取走以前,它会被推入另一个 TCP 维护的队列,也就是全链接队列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻击原理 SYN Flood 属于典型的 DoS/DDoS 攻击。其攻击的原理很简单,就是用客户端在短期内伪造大量不存在的 IP 地址,并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言,会产生两个危险的后果:

处理大量的SYN包并返回对应ACK, 势必有大量链接处于SYN_RCVD状态,从而占满整个半链接队列,没法处理正常的请求。

因为是不存在的 IP,服务端长时间收不到客户端的ACK,会致使服务端不断重发数据,直到耗尽服务端的资源。

如何应对 SYN Flood 攻击?

  • 增长 SYN 链接,也就是增长半链接队列的容量。
  • 减小 SYN + ACK 重试次数,避免大量的超时重发。
  • 利用 SYN Cookie 技术,在服务端接收到SYN后不当即分配链接资源,而是根据这个SYN计算出一个Cookie,连同第二次握手回复给客户端,在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值,服务端验证 Cookie 合法以后才分配链接资源。

005: 介绍一下 TCP 报文头部的字段

报文头部结构以下(单位为字节): 在这里插入图片描述 请你们牢记这张图!

源端口、目标端口 如何标识惟一标识一个链接?答案是 TCP 链接的四元组——源 IP、源端口、目标 IP 和目标端口。

那 TCP 报文怎么没有源 IP 和目标 IP 呢?这是由于在 IP 层就已经处理了 IP 。TCP 只须要记录二者的端口便可。

序列号 即Sequence number, 指的是本报文段第一个字节的序列号。

从图中能够看出,序列号是一个长为 4 个字节,也就是 32 位的无符号整数,表示范围为 0 ~ 2^32 - 1。若是到达最大值了后就循环到0。

序列号在 TCP 通讯的过程当中有两个做用:

  • 在 SYN 报文中交换彼此的初始序列号。
  • 保证数据包按正确的顺序组装。

ISN 即Initial Sequence Number(初始序列号),在三次握手的过程中,双方会用过SYN报文来交换彼此的 ISN。

ISN 并非一个固定的值,而是每 4 ms 加一,溢出则回到 0,这个算法使得猜想 ISN 变得很困难。那为何要这么作?

若是 ISN 被攻击者预测到,要知道源 IP 和源端口号都是很容易伪造的,当攻击者猜想 ISN 以后,直接伪造一个 RST 后,就能够强制链接关闭的,这是很是危险的。

而动态增加的 ISN 大大提升了猜想 ISN 的难度。

确认号 即ACK(Acknowledgment number)。用来告知对方下一个指望接收的序列号,小于ACK的全部字节已经所有收到。

标记位 常见的标记位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。

SYN 和 ACK 已经在上文说过,后三个解释以下: FIN:即 Finish,表示发送方准备断开链接。

RST:即 Reset,用来强制断开链接。

PSH:即 Push, 告知对方这些数据包收到后应该立刻交给上层的应用,不能缓存。

窗口大小 占用两个字节,也就是 16 位,但其实是不够用的。所以 TCP 引入了窗口缩放的选项,做为窗口缩放的比例因子,这个比例因子的范围在 0 ~ 14,比例因子能够将窗口的值扩大为原来的 2 ^ n 次方。

校验和 占用两个字节,防止传输过程当中数据包有损坏,若是遇到校验和有差错的报文,TCP 直接丢弃之,等待重传。

可选项 可选项的格式以下: 在这里插入图片描述 经常使用的可选项有如下几个:

  • TimeStamp: TCP 时间戳,后面详细介绍。
  • MSS: 指的是 TCP 容许的从对方接收的最大报文段。
  • SACK: 选择确认选项。
  • Window Scale:窗口缩放选项。

006: 说说 TCP 快速打开的原理(TFO)

第一节讲了 TCP 三次握手,可能有人会说,每次都三次握手好麻烦呀!能不能优化一点?

能够啊。今天来讲说这个优化后的 TCP 握手流程,也就是 TCP 快速打开(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。

优化的过程是这样的,还记得咱们说 SYN Flood 攻击时提到的 SYN Cookie 吗?这个 Cookie 可不是浏览器的Cookie, 用它一样能够实现 TFO。

TFO 流程

首轮三次握手 首先客户端发送SYN给服务端,服务端接收到。

注意哦!如今服务端不是马上回复 SYN + ACK,而是经过计算获得一个SYN Cookie, 将这个Cookie放到 TCP 报文的 Fast Open选项中,而后才给客户端返回。

客户端拿到这个 Cookie 的值缓存下来。后面正常完成三次握手。

首轮三次握手就是这样的流程。然后面的三次握手就不同啦!

后面的三次握手 在后面的三次握手中,客户端会将以前缓存的 Cookie、SYN 和HTTP请求(是的,你没看错)发送给服务端,服务端验证了 Cookie 的合法性,若是不合法直接丢弃;若是是合法的,那么就正常返回SYN + ACK。

重点来了,如今服务端能向客户端发 HTTP 响应了!这是最显著的改变,三次握手还没创建,仅仅验证了 Cookie 的合法性,就能够返回 HTTP 响应了。

固然,客户端的ACK还得正常传过来,否则怎么叫三次握手嘛。

流程以下: 在这里插入图片描述 注意: 客户端最后握手的 ACK 不必定要等到服务端的 HTTP 响应到达才发送,两个过程没有任何关系。

TFO 的优点 TFO 的优点并不在与首轮三次握手,而在于后面的握手,在拿到客户端的 Cookie 并验证经过之后,能够直接返回 HTTP 响应,充分利用了1 个RTT(Round-Trip Time,往返时延)的时间提早进行数据传输,积累起来仍是一个比较大的优点。

007: 能不能说说TCP报文中时间戳的做用?

timestamp是 TCP 报文首部的一个可选项,一共占 10 个字节,格式以下:

kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节) 其中 kind = 8, length = 10, info 有两部分构成: timestamp和timestamp echo,各占 4 个字节。

那么这些字段都是干吗的呢?它们用来解决那些问题?

接下来咱们就来一一梳理,TCP 的时间戳主要解决两大问题:

  • 计算往返时延 RTT(Round-Trip Time)
  • 防止序列号的回绕问题

计算往返时延 RTT 在没有时间戳的时候,计算 RTT 会遇到的问题以下图所示: 在这里插入图片描述 若是以第一次发包为开始时间的话,就会出现左图的问题,RTT 明显偏大,开始时间应该采用第二次的;

若是以第二次发包为开始时间的话,就会致使右图的问题,RTT 明显偏小,开始时间应该采用第一次发包的。

实际上不管开始时间以第一次发包仍是第二次发包为准,都是不许确的。

那这个时候引入时间戳就很好的解决了这个问题。

好比如今 a 向 b 发送一个报文 s1,b 向 a 回复一个含 ACK 的报文 s2 那么:

  • step 1: a 向 b 发送的时候,timestamp 中存放的内容就是 a 主机发送时的内核时刻 ta1。
  • step 2: b 向 a 回复 s2 报文的时候,timestamp 中存放的是 b 主机的时刻 tb, timestamp echo字段为从 s1 报文中解析出来的 ta1。
  • step 3: a 收到 b 的 s2 报文以后,此时 a 主机的内核时刻是 ta2, 而在 s2 报文中的 timestamp echo 选项中能够获得 ta1, 也就是 s2 对应的报文最初的发送时刻。而后直接采用 ta2 - ta1 就获得了 RTT 的值。

防止序列号回绕问题 如今咱们来模拟一下这个问题。

序列号的范围实际上是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示,咱们缩小一下这个区间,假设范围是 0 ~ 4,那么到达 4 的时候会回到 0。

第几回发包 发送字节 对应序列号 状态
1 0 ~ 1 0 ~ 1 成功接收
2 1 ~ 2 1 ~ 2 滞留在网络中
3 2 ~ 3 2 ~ 3 成功接收
4 3 ~ 4 3 ~ 4 成功接收
5 4 ~ 5 0 ~ 1 成功接收,序列号从0开始
6 5 ~ 6 1 ~ 2 ???

假设在第 6 次的时候,以前还滞留在网路中的包回来了,那么就有两个序列号为1 ~ 2的数据包了,怎么区分谁是谁呢?这个时候就产生了序列号回绕的问题。

那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题,由于每次发包的时候都是将发包机器当时的内核时间记录在报文中,那么两次发包序列号即便相同,时间戳也不可能相同,这样就可以区分开两个数据包了。

008: TCP 的超时重传时间是如何计算的?

TCP 具备超时重传机制,即间隔一段时间没有等到数据包的回复时,重传这个数据包。

那么这个重传间隔是如何来计算的呢?

今天咱们就来讨论一下这个问题。

这个重传间隔也叫作超时重传时间(Retransmission TimeOut, 简称RTO),它的计算跟上一节提到的 RTT 密切相关。这里咱们将介绍两种主要的方法,一个是经典方法,一个是标准方法。

经典方法 经典方法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed round trip time,即平滑往返时间),没产生一次新的 RTT. 就根据必定的算法对 SRTT 进行更新,具体而言,计算方式以下(SRTT 初始值为0):

SRTT = (α * SRTT) + ((1 - α) * RTT) 其中,α 是平滑因子,建议值是0.8,范围是0.8 ~ 0.9。

拿到 SRTT,咱们就能够计算 RTO 的值了:

RTO = min(ubound, max(lbound, β * SRTT)) β 是加权因子,通常为1.3 ~ 2.0, lbound 是下界,ubound 是上界。

其实这个算法过程仍是很简单的,可是也存在必定的局限,就是在 RTT 稳定的地方表现还能够,而在 RTT 变化较大的地方就不行了,由于平滑因子 α 的范围是0.8 ~ 0.9, RTT 对于 RTO 的影响过小。

标准方法 为了解决经典方法对于 RTT 变化不敏感的问题,后面又引出了标准方法,也叫Jacobson / Karels 算法。

一共有三步。

第一步: 计算SRTT,公式以下:

SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT 注意这个时候的 α跟经典方法中的α取值不同了,建议值是1/8,也就是0.125。

第二步: 计算RTTVAR(round-trip time variation)这个中间变量。

RTTVAR = (1 - β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|) β 建议值为 0.25。这个值是这个算法中出彩的地方,也就是说,它记录了最新的 RTT 与当前 SRTT 之间的差值,给咱们在后续感知到 RTT 的变化提供了抓手。

第三步: 计算最终的RTO:

RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR µ建议值取1, ∂建议值取4。

这个公式在 SRTT 的基础上加上了最新 RTT 与它的偏移,从而很好的感知了 RTT 的变化,这种算法下,RTO 与 RTT 变化的差值关系更加密切。

009: 能不能说一说 TCP 的流量控制?

对于发送端和接收端而言,TCP 须要把发送的数据放到发送缓存区, 将接收的数据放到接收缓存区。

而流量控制索要作的事情,就是在经过接收缓存区的大小,控制发送端的发送。若是对方的接收缓存区满了,就不能再继续发送了。

要具体理解流量控制,首先须要了解滑动窗口的概念。

TCP 滑动窗口 TCP 滑动窗口分为两种: 发送窗口和接收窗口。

发送窗口 发送端的滑动窗口结构以下: 在这里插入图片描述 其中包含四大部分:

  • 已发送且已确认
  • 已发送但未确认
  • 未发送但能够发送
  • 未发送也不能够发送

其中有一些重要的概念,我标注在图中: 在这里插入图片描述 发送窗口就是图中被框住的范围。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被确认,NXT 即next, 表示下一个发送的位置。

接收窗口 接收端的窗口结构以下: 在这里插入图片描述 REV 即 receive,NXT 表示下一个接收的位置,WND 表示接收窗口大小。

流量控制过程 这里咱们不用太复杂的例子,以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程,方便你们理解。

首先双方三次握手,初始化各自的窗口大小,均为 200 个字节。

假如当前发送端给接收端发送 100 个字节,那么此时对于发送端而言,SND.NXT 固然要右移 100 个字节,也就是说当前的可用窗口减小了 100 个字节,这很好理解。

如今这 100 个到达了接收端,被放到接收端的缓冲队列中。不过此时因为大量负载的缘由,接收端处理不了这么多字节,只能处理 40 个字节,剩下的 60 个字节被留在了缓冲队列中。

注意了,此时接收端的状况是处理能力不够用啦,你发送端给我少发点,因此此时接收端的接收窗口应该缩小,具体来讲,缩小 60 个字节,由 200 个字节变成了 140 字节,由于缓冲队列还有 60 个字节没被应用拿走。

所以,接收端会在 ACK 的报文首部带上缩小后的滑动窗口 140 字节,发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。

此时对于发送端而言,已经发送且确认的部分增长 40 字节,也就是 SND.UNA 右移 40 个字节,同时发送窗口缩小为 140 个字节。

这也就是流量控制的过程。尽管回合再多,整个控制的过程和原理是同样的。

010: 能不能说说 TCP 的拥塞控制?

上一节所说的流量控制发生在发送端跟接收端之间,并无考虑到整个网络环境的影响,若是说当前网络特别差,特别容易丢包,那么发送端就应该注意一些了。而这,也正是拥塞控制须要处理的问题。

对于拥塞控制来讲,TCP 每条链接都须要维护两个核心状态:

  • 拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)
  • 慢启动阈值(Slow Start Threshold,ssthresh)

涉及到的算法有这几个:

  • 慢启动
  • 拥塞避免
  • 快速重传和快速恢复

接下来,咱们就来一一拆解这些状态和算法。首先,从拥塞窗口提及。

拥塞窗口 拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)是指目前本身还能传输的数据量大小。

那么以前介绍了接收窗口的概念,二者有什么区别呢?

  • 接收窗口(rwnd)是接收端给的限制
  • 拥塞窗口(cwnd)是发送端的限制

限制谁呢?

限制的是发送窗口的大小。

有了这两个窗口,如何来计算发送窗口?

发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd) 取二者的较小值。而拥塞控制,就是来控制cwnd的变化。

慢启动 刚开始进入传输数据的时候,你是不知道如今的网路究竟是稳定仍是拥堵的,若是作的太激进,发包太急,那么疯狂丢包,形成雪崩式的网络灾难。

所以,拥塞控制首先就是要采用一种保守的算法来慢慢地适应整个网路,这种算法叫慢启动。运做过程以下:

  • 首先,三次握手,双方宣告本身的接收窗口大小
  • 双方初始化本身的拥塞窗口(cwnd)大小
  • 在开始传输的一段时间,发送端每收到一个 ACK,拥塞窗口大小加 1,也就是说,每通过一个 RTT,cwnd 翻倍。若是说初始窗口为 10,那么第一轮 10 个报文传完且发送端收到 ACK 后,cwnd 变为 20,第二轮变为 40,第三轮变为 80,依次类推。

难道就这么无止境地翻倍下去?固然不可能。它的阈值叫作慢启动阈值,当 cwnd 到达这个阈值以后,比如踩了下刹车,别涨了那么快了,老铁,先 hold 住!

在到达阈值后,如何来控制 cwnd 的大小呢?

这就是拥塞避免作的事情了。

拥塞避免 原来每收到一个 ACK,cwnd 加1,如今到达阈值了,cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。那你仔细算算,一轮 RTT 下来,收到 cwnd 个 ACK, 那最后拥塞窗口的大小 cwnd 总共才增长 1。

也就是说,之前一个 RTT 下来,cwnd翻倍,如今cwnd只是增长 1 而已。

固然,慢启动和拥塞避免是一块儿做用的,是一体的。

快速重传和快速恢复

快速重传 在 TCP 传输的过程当中,若是发生了丢包,即接收端发现数据段不是按序到达的时候,接收端的处理是重复发送以前的 ACK。

好比第 5 个包丢了,即便第 六、7 个包到达的接收端,接收端也一概返回第 4 个包的 ACK。当发送端收到 3 个重复的 ACK 时,意识到丢包了,因而立刻进行重传,不用等到一个 RTO 的时间到了才重传。

这就是快速重传,它解决的是是否须要重传的问题。

选择性重传 那你可能会问了,既然要重传,那么只重传第 5 个包仍是第五、六、7 个包都重传呢?

固然第 六、7 个都已经到达了,TCP 的设计者也不傻,已经传过去干吗还要传?干脆记录一下哪些包到了,哪些没到,针对性地重传。

在收到发送端的报文后,接收端回复一个 ACK 报文,那么在这个报文首部的可选项中,就能够加上SACK这个属性,经过left edge和right edge告知发送端已经收到了哪些区间的数据报。所以,即便第 5 个包丢包了,当收到第 六、7 个包以后,接收端依然会告诉发送端,这两个包到了。剩下第 5 个包没到,就重传这个包。这个过程也叫作选择性重传(SACK,Selective Acknowledgment),它解决的是如何重传的问题。

快速恢复 固然,发送端收到三次重复 ACK 以后,发现丢包,以为如今的网络已经有些拥塞了,本身会进入快速恢复阶段。

在这个阶段,发送端以下改变:

  • 拥塞阈值下降为 cwnd 的一半
  • cwnd 的大小变为拥塞阈值
  • cwnd 线性增长

以上就是 TCP 拥塞控制的经典算法: 慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。

011: 能不能说说 Nagle 算法和延迟确认?

Nagle 算法 试想一个场景,发送端不停地给接收端发很小的包,一次只发 1 个字节,那么发 1 千个字节须要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的,不光是传输的时延消耗,发送和确认自己也是须要耗时的,频繁的发送接收带来了巨大的时延。

而避免小包的频繁发送,这就是 Nagle 算法要作的事情。

具体来讲,Nagle 算法的规则以下:

当第一次发送数据时不用等待,就算是 1byte 的小包也当即发送 后面发送知足下面条件之一就能够发了: 数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS) 以前全部包的 ACK 都已接收到

延迟确认 试想这样一个场景,当我收到了发送端的一个包,而后在极短的时间内又接收到了第二个包,那我是一个个地回复,仍是稍微等一下,把两个包的 ACK 合并后一块儿回复呢?

延迟确认(delayed ack)所作的事情,就是后者,稍稍延迟,而后合并 ACK,最后才回复给发送端。TCP 要求这个延迟的时延必须小于500ms,通常操做系统实现都不会超过200ms。

不过须要主要的是,有一些场景是不能延迟确认的,收到了就要立刻回复:

  • 接收到了大于一个 frame 的报文,且须要调整窗口大小
  • TCP 处于 quickack 模式(经过tcp_in_quickack_mode设置)
  • 发现了乱序包

二者一块儿使用会怎样? 前者意味着延迟发,后者意味着延迟接收,会形成更大的延迟,产生性能问题。

012.如何理解 TCP 的 keep-alive?

你们都据说过 http 的keep-alive, 不过 TCP 层面也是有keep-alive机制,并且跟应用层不太同样。

试想一个场景,当有一方由于网络故障或者宕机致使链接失效,因为 TCP 并非一个轮询的协议,在下一个数据包到达以前,对端对链接失效的状况是一无所知的。

这个时候就出现了 keep-alive, 它的做用就是探测对端的链接有没有失效。

在 Linux 下,能够这样查看相关的配置:

sudo sysctl -a | grep keepalive

// 每隔 7200 s 检测一次
net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200
// 一次最多重传 9 个包
net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9
// 每一个包的间隔重传间隔 75 s
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75

不过,现状是大部分的应用并无默认开启 TCP 的keep-alive选项,为何?

站在应用的角度:

  • 7200s 也就是两个小时检测一次,时间太长
  • 时间再短一些,也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死链接

所以是一个比较尴尬的设计。

来源 | urlify.cn/rqumIn 在这里插入图片描述

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