前言

大家好，這里是浩道Linux，主要給大家分享Linux、Python、網(wǎng)絡(luò)通信、網(wǎng)絡(luò)安全等相關(guān)的IT知識平臺。

不知道大家有沒有這樣的經(jīng)歷，每每參加求職面試時，經(jīng)常會倒在一些基礎(chǔ)題目是上，不是大家不會，而是大家容易忽略掉，今天浩道給大家整理了一份面試常見試題，收藏起來，需要用時打開復(fù)習(xí)即可！

TCP 作為傳輸層的協(xié)議，是一個IT工程師素養(yǎng)的體現(xiàn)，也是面試中經(jīng)常被問到的知識點。在此，我將 TCP 核心的一些問題梳理了一下，希望能幫到各位。

001. 能不能說一說 TCP 和 UDP 的區(qū)別？

首先概括一下基本的區(qū)別:

TCP是一個面向連接的、可靠的、基于字節(jié)流的傳輸層協(xié)議。

而UDP是一個面向無連接的傳輸層協(xié)議。(就這么簡單，其它TCP的特性也就沒有了)。

具體來分析，和UDP相比，TCP有三大核心特性:

面向連接。所謂的連接，指的是客戶端和服務(wù)器的連接，在雙方互相通信之前，TCP 需要三次握手建立連接，而 UDP 沒有相應(yīng)建立連接的過程。

可靠性。TCP 花了非常多的功夫保證連接的可靠，這個可靠性體現(xiàn)在哪些方面呢？一個是有狀態(tài)，另一個是可控制。

TCP 會精準(zhǔn)記錄哪些數(shù)據(jù)發(fā)送了，哪些數(shù)據(jù)被對方接收了，哪些沒有被接收到，而且保證數(shù)據(jù)包按序到達(dá)，不允許半點差錯。這是有狀態(tài)。

當(dāng)意識到丟包了或者網(wǎng)絡(luò)環(huán)境不佳，TCP 會根據(jù)具體情況調(diào)整自己的行為，控制自己的發(fā)送速度或者重發(fā)。這是可控制。

相應(yīng)的，UDP 就是無狀態(tài),不可控的。

面向字節(jié)流。UDP 的數(shù)據(jù)傳輸是基于數(shù)據(jù)報的，這是因為僅僅只是繼承了 IP 層的特性，而 TCP 為了維護(hù)狀態(tài)，將一個個 IP 包變成了字節(jié)流。

002: 說說 TCP 三次握手的過程？為什么是三次而不是兩次、四次？

戀愛模擬

以談戀愛為例，兩個人能夠在一起最重要的事情是首先確認(rèn)各自愛和被愛的能力。接下來我們以此來模擬三次握手的過程。

第一次:

男:我愛你。

女方收到。

由此證明男方擁有愛的能力。

第二次:

女:我收到了你的愛，我也愛你。

男方收到。

OK，現(xiàn)在的情況說明，女方擁有愛和被愛的能力。

第三次:

男:我收到了你的愛。

女方收到。

現(xiàn)在能夠保證男方具備被愛的能力。

由此完整地確認(rèn)了雙方愛和被愛的能力，兩人開始一段甜蜜的愛情。

真實握手

當(dāng)然剛剛那段屬于扯淡，不代表本人價值觀，目的是讓大家理解整個握手過程的意義，因為兩個過程非常相似。對應(yīng)到 TCP 的三次握手，也是需要確認(rèn)雙方的兩樣能力:發(fā)送的能力和接收的能力。于是便會有下面的三次握手的過程:

從最開始雙方都處于CLOSED狀態(tài)。然后服務(wù)端開始監(jiān)聽某個端口，進(jìn)入了LISTEN狀態(tài)。

然后客戶端主動發(fā)起連接，發(fā)送 SYN , 自己變成了SYN-SENT狀態(tài)。

服務(wù)端接收到，返回SYN和ACK(對應(yīng)客戶端發(fā)來的SYN)，自己變成了SYN-REVD。

之后客戶端再發(fā)送ACK給服務(wù)端，自己變成了ESTABLISHED狀態(tài)；服務(wù)端收到ACK之后，也變成了ESTABLISHED狀態(tài)。

另外需要提醒你注意的是，從圖中可以看出，SYN 是需要消耗一個序列號的，下次發(fā)送對應(yīng)的 ACK 序列號要加1，為什么呢？只需要記住一個規(guī)則:

凡是需要對端確認(rèn)的，一定消耗TCP報文的序列號。

SYN 需要對端的確認(rèn)， 而 ACK 并不需要，因此 SYN 消耗一個序列號而 ACK 不需要。

為什么不是兩次？

根本原因: 無法確認(rèn)客戶端的接收能力。

分析如下:

如果是兩次，你現(xiàn)在發(fā)了 SYN 報文想握手，但是這個包滯留在了當(dāng)前的網(wǎng)絡(luò)中遲遲沒有到達(dá)，TCP 以為這是丟了包，于是重傳，兩次握手建立好了連接。

看似沒有問題，但是連接關(guān)閉后，如果這個滯留在網(wǎng)路中的包到達(dá)了服務(wù)端呢？這時候由于是兩次握手，服務(wù)端只要接收到然后發(fā)送相應(yīng)的數(shù)據(jù)包，就默認(rèn)建立連接，但是現(xiàn)在客戶端已經(jīng)斷開了。

看到問題的吧，這就帶來了連接資源的浪費。

為什么不是四次？

三次握手的目的是確認(rèn)雙方發(fā)送和接收的能力，那四次握手可以嘛？

當(dāng)然可以，100 次都可以。但為了解決問題，三次就足夠了，再多用處就不大了。

三次握手過程中可以攜帶數(shù)據(jù)么？

第三次握手的時候，可以攜帶。前兩次握手不能攜帶數(shù)據(jù)。

如果前兩次握手能夠攜帶數(shù)據(jù)，那么一旦有人想攻擊服務(wù)器，那么他只需要在第一次握手中的 SYN 報文中放大量數(shù)據(jù)，那么服務(wù)器勢必會消耗更多的時間和內(nèi)存空間去處理這些數(shù)據(jù)，增大了服務(wù)器被攻擊的風(fēng)險。

第三次握手的時候，客戶端已經(jīng)處于ESTABLISHED狀態(tài)，并且已經(jīng)能夠確認(rèn)服務(wù)器的接收、發(fā)送能力正常，這個時候相對安全了，可以攜帶數(shù)據(jù)。

同時打開會怎樣？

如果雙方同時發(fā)SYN報文，狀態(tài)變化會是怎樣的呢？

這是一個可能會發(fā)生的情況。

狀態(tài)變遷如下:

在發(fā)送方給接收方發(fā)SYN報文的同時，接收方也給發(fā)送方發(fā)SYN報文，兩個人剛上了!

發(fā)完SYN，兩者的狀態(tài)都變?yōu)镾YN-SENT。

在各自收到對方的SYN后，兩者狀態(tài)都變?yōu)镾YN-REVD。

接著會回復(fù)對應(yīng)的ACK + SYN，這個報文在對方接收之后，兩者狀態(tài)一起變?yōu)镋STABLISHED。

這就是同時打開情況下的狀態(tài)變遷。

003: 說說 TCP 四次揮手的過程

過程拆解

剛開始雙方處于ESTABLISHED狀態(tài)。

客戶端要斷開了，向服務(wù)器發(fā)送FIN報文，在 TCP 報文中的位置如下圖:

發(fā)送后客戶端變成了FIN-WAIT-1狀態(tài)。注意, 這時候客戶端同時也變成了half-close(半關(guān)閉)狀態(tài)，即無法向服務(wù)端發(fā)送報文，只能接收。

服務(wù)端接收后向客戶端確認(rèn)，變成了CLOSED-WAIT狀態(tài)。

客戶端接收到了服務(wù)端的確認(rèn)，變成了FIN-WAIT2狀態(tài)。

隨后，服務(wù)端向客戶端發(fā)送FIN，自己進(jìn)入LAST-ACK狀態(tài)，

客戶端收到服務(wù)端發(fā)來的FIN后，自己變成了TIME-WAIT狀態(tài)，然后發(fā)送 ACK 給服務(wù)端。

注意了，這個時候，客戶端需要等待足夠長的時間，具體來說，是 2 個MSL(Maximum Segment Lifetime，報文最大生存時間), 在這段時間內(nèi)如果客戶端沒有收到服務(wù)端的重發(fā)請求，那么表示 ACK 成功到達(dá)，揮手結(jié)束，否則客戶端重發(fā) ACK。

等待2MSL的意義

如果不等待會怎樣？

如果不等待，客戶端直接跑路，當(dāng)服務(wù)端還有很多數(shù)據(jù)包要給客戶端發(fā)，且還在路上的時候，若客戶端的端口此時剛好被新的應(yīng)用占用，那么就接收到了無用數(shù)據(jù)包，造成數(shù)據(jù)包混亂。所以，最保險的做法是等服務(wù)器發(fā)來的數(shù)據(jù)包都死翹翹再啟動新的應(yīng)用。

那，照這樣說一個 MSL 不就不夠了嗎，為什么要等待 2 MSL?

1 個 MSL 確保四次揮手中主動關(guān)閉方最后的 ACK 報文最終能達(dá)到對端

1 個 MSL 確保對端沒有收到 ACK 重傳的 FIN 報文可以到達(dá)

這就是等待 2MSL 的意義。

為什么是四次揮手而不是三次？

因為服務(wù)端在接收到FIN, 往往不會立即返回FIN, 必須等到服務(wù)端所有的報文都發(fā)送完畢了，才能發(fā)FIN。因此先發(fā)一個ACK表示已經(jīng)收到客戶端的FIN，延遲一段時間才發(fā)FIN。這就造成了四次揮手。

如果是三次揮手會有什么問題？

等于說服務(wù)端將ACK和FIN的發(fā)送合并為一次揮手，這個時候長時間的延遲可能會導(dǎo)致客戶端誤以為FIN沒有到達(dá)客戶端，從而讓客戶端不斷的重發(fā)FIN。

同時關(guān)閉會怎樣？

如果客戶端和服務(wù)端同時發(fā)送 FIN ，狀態(tài)會如何變化？如圖所示:

004: 說說半連接隊列和 SYN Flood 攻擊的關(guān)系

三次握手前，服務(wù)端的狀態(tài)從CLOSED變?yōu)長ISTEN, 同時在內(nèi)部創(chuàng)建了兩個隊列：半連接隊列和全連接隊列，即SYN隊列和ACCEPT隊列。

半連接隊列

當(dāng)客戶端發(fā)送SYN到服務(wù)端，服務(wù)端收到以后回復(fù)ACK和SYN，狀態(tài)由LISTEN變?yōu)镾YN_RCVD，此時這個連接就被推入了SYN隊列，也就是半連接隊列。

全連接隊列

當(dāng)客戶端返回ACK, 服務(wù)端接收后，三次握手完成。這個時候連接等待被具體的應(yīng)用取走，在被取走之前，它會被推入另外一個 TCP 維護(hù)的隊列，也就是全連接隊列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻擊原理

SYN Flood 屬于典型的 DoS/DDoS 攻擊。其攻擊的原理很簡單，就是用客戶端在短時間內(nèi)偽造大量不存在的 IP 地址，并向服務(wù)端瘋狂發(fā)送SYN。對于服務(wù)端而言，會產(chǎn)生兩個危險的后果:

處理大量的SYN包并返回對應(yīng)ACK, 勢必有大量連接處于SYN_RCVD狀態(tài)，從而占滿整個半連接隊列，無法處理正常的請求。

由于是不存在的 IP，服務(wù)端長時間收不到客戶端的ACK，會導(dǎo)致服務(wù)端不斷重發(fā)數(shù)據(jù)，直到耗盡服務(wù)端的資源。

如何應(yīng)對 SYN Flood 攻擊？

增加 SYN 連接，也就是增加半連接隊列的容量。

減少 SYN + ACK 重試次數(shù)，避免大量的超時重發(fā)。

利用 SYN Cookie 技術(shù)，在服務(wù)端接收到SYN后不立即分配連接資源，而是根據(jù)這個SYN計算出一個Cookie，連同第二次握手回復(fù)給客戶端，在客戶端回復(fù)ACK的時候帶上這個Cookie值，服務(wù)端驗證 Cookie 合法之后才分配連接資源。

005: 介紹一下 TCP 報文頭部的字段

報文頭部結(jié)構(gòu)如下(單位為字節(jié)):

請大家牢記這張圖！

源端口、目標(biāo)端口

如何標(biāo)識唯一標(biāo)識一個連接？答案是 TCP 連接的四元組——源 IP、源端口、目標(biāo) IP 和目標(biāo)端口。

那 TCP 報文怎么沒有源 IP 和目標(biāo) IP 呢？這是因為在 IP 層就已經(jīng)處理了 IP 。TCP 只需要記錄兩者的端口即可。

序列號

即Sequence number, 指的是本報文段第一個字節(jié)的序列號。

從圖中可以看出，序列號是一個長為 4 個字節(jié)，也就是 32 位的無符號整數(shù)，表示范圍為 0 ~ 2^32 - 1。如果到達(dá)最大值了后就循環(huán)到0。

序列號在 TCP 通信的過程中有兩個作用:

在 SYN 報文中交換彼此的初始序列號。

保證數(shù)據(jù)包按正確的順序組裝。

ISN

即Initial Sequence Number（初始序列號）,在三次握手的過程當(dāng)中，雙方會用過SYN報文來交換彼此的ISN。

ISN 并不是一個固定的值，而是每 4 ms 加一，溢出則回到 0，這個算法使得猜測 ISN 變得很困難。那為什么要這么做？

如果 ISN 被攻擊者預(yù)測到，要知道源 IP 和源端口號都是很容易偽造的，當(dāng)攻擊者猜測 ISN 之后，直接偽造一個 RST 后，就可以強(qiáng)制連接關(guān)閉的，這是非常危險的。

而動態(tài)增長的 ISN 大大提高了猜測 ISN 的難度。

確認(rèn)號

即ACK(Acknowledgment number)。用來告知對方下一個期望接收的序列號，小于ACK的所有字節(jié)已經(jīng)全部收到。

標(biāo)記位

常見的標(biāo)記位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH。

SYN 和 ACK 已經(jīng)在上文說過，后三個解釋如下:FIN：即 Finish，表示發(fā)送方準(zhǔn)備斷開連接。

RST：即 Reset，用來強(qiáng)制斷開連接。

PSH：即 Push, 告知對方這些數(shù)據(jù)包收到后應(yīng)該馬上交給上層的應(yīng)用，不能緩存。

窗口大小

占用兩個字節(jié)，也就是 16 位，但實際上是不夠用的。因此 TCP 引入了窗口縮放的選項，作為窗口縮放的比例因子，這個比例因子的范圍在 0 ~ 14，比例因子可以將窗口的值擴(kuò)大為原來的 2 ^ n 次方。

校驗和

占用兩個字節(jié)，防止傳輸過程中數(shù)據(jù)包有損壞，如果遇到校驗和有差錯的報文，TCP 直接丟棄之，等待重傳。

可選項

可選項的格式如下:

常用的可選項有以下幾個:

TimeStamp: TCP 時間戳，后面詳細(xì)介紹。

MSS: 指的是 TCP 允許的從對方接收的最大報文段。

SACK: 選擇確認(rèn)選項。

Window Scale：窗口縮放選項。

006: 說說 TCP 快速打開的原理(TFO)

第一節(jié)講了 TCP 三次握手，可能有人會說，每次都三次握手好麻煩呀！能不能優(yōu)化一點？

可以啊。今天來說說這個優(yōu)化后的 TCP 握手流程，也就是 TCP 快速打開(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。

優(yōu)化的過程是這樣的，還記得我們說 SYN Flood 攻擊時提到的 SYN Cookie 嗎？這個 Cookie 可不是瀏覽器的Cookie, 用它同樣可以實現(xiàn) TFO。

TFO 流程

首輪三次握手

首先客戶端發(fā)送SYN給服務(wù)端，服務(wù)端接收到。

注意哦！現(xiàn)在服務(wù)端不是立刻回復(fù) SYN + ACK，而是通過計算得到一個SYN Cookie, 將這個Cookie放到 TCP 報文的Fast Open選項中，然后才給客戶端返回。

客戶端拿到這個 Cookie 的值緩存下來。后面正常完成三次握手。

首輪三次握手就是這樣的流程。而后面的三次握手就不一樣啦！

后面的三次握手

在后面的三次握手中，客戶端會將之前緩存的Cookie、SYN和HTTP請求(是的，你沒看錯)發(fā)送給服務(wù)端，服務(wù)端驗證了 Cookie 的合法性，如果不合法直接丟棄；如果是合法的，那么就正常返回SYN + ACK。

重點來了，現(xiàn)在服務(wù)端能向客戶端發(fā) HTTP 響應(yīng)了！這是最顯著的改變，三次握手還沒建立，僅僅驗證了 Cookie 的合法性，就可以返回 HTTP 響應(yīng)了。

當(dāng)然，客戶端的ACK還得正常傳過來，不然怎么叫三次握手嘛。

流程如下:

注意: 客戶端最后握手的 ACK 不一定要等到服務(wù)端的 HTTP 響應(yīng)到達(dá)才發(fā)送，兩個過程沒有任何關(guān)系。

TFO 的優(yōu)勢

TFO 的優(yōu)勢并不在與首輪三次握手，而在于后面的握手，在拿到客戶端的 Cookie 并驗證通過以后，可以直接返回 HTTP 響應(yīng)，充分利用了1 個RTT(Round-Trip Time，往返時延)的時間提前進(jìn)行數(shù)據(jù)傳輸，積累起來還是一個比較大的優(yōu)勢。

007: 能不能說說TCP報文中時間戳的作用？

timestamp是 TCP 報文首部的一個可選項，一共占 10 個字節(jié)，格式如下:

kind(1字節(jié)) +length(1字節(jié)) +info(8個字節(jié))

其中 kind = 8， length = 10， info 有兩部分構(gòu)成:timestamp和timestamp echo，各占 4 個字節(jié)。

那么這些字段都是干嘛的呢？它們用來解決那些問題？

接下來我們就來一一梳理，TCP 的時間戳主要解決兩大問題:

計算往返時延 RTT(Round-Trip Time)

防止序列號的回繞問題

計算往返時延 RTT

在沒有時間戳的時候，計算 RTT 會遇到的問題如下圖所示:

如果以第一次發(fā)包為開始時間的話，就會出現(xiàn)左圖的問題，RTT 明顯偏大，開始時間應(yīng)該采用第二次的；

如果以第二次發(fā)包為開始時間的話，就會導(dǎo)致右圖的問題，RTT 明顯偏小，開始時間應(yīng)該采用第一次發(fā)包的。

實際上無論開始時間以第一次發(fā)包還是第二次發(fā)包為準(zhǔn)，都是不準(zhǔn)確的。

那這個時候引入時間戳就很好的解決了這個問題。

比如現(xiàn)在 a 向 b 發(fā)送一個報文 s1，b 向 a 回復(fù)一個含 ACK 的報文 s2 那么：

step 1:a 向 b 發(fā)送的時候，timestamp中存放的內(nèi)容就是 a 主機(jī)發(fā)送時的內(nèi)核時刻ta1。

step 2:b 向 a 回復(fù) s2 報文的時候，timestamp中存放的是 b 主機(jī)的時刻tb,timestamp echo字段為從 s1 報文中解析出來的 ta1。

step 3:a 收到 b 的 s2 報文之后，此時 a 主機(jī)的內(nèi)核時刻是 ta2, 而在 s2 報文中的 timestamp echo 選項中可以得到ta1, 也就是 s2 對應(yīng)的報文最初的發(fā)送時刻。然后直接采用 ta2 - ta1 就得到了 RTT 的值。

防止序列號回繞問題

現(xiàn)在我們來模擬一下這個問題。

序列號的范圍其實是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 為了方便演示，我們縮小一下這個區(qū)間，假設(shè)范圍是 0 ~ 4，那么到達(dá) 4 的時候會回到 0。

假設(shè)在第 6 次的時候，之前還滯留在網(wǎng)路中的包回來了，那么就有兩個序列號為1 ~ 2的數(shù)據(jù)包了，怎么區(qū)分誰是誰呢？這個時候就產(chǎn)生了序列號回繞的問題。

那么用 timestamp 就能很好地解決這個問題，因為每次發(fā)包的時候都是將發(fā)包機(jī)器當(dāng)時的內(nèi)核時間記錄在報文中，那么兩次發(fā)包序列號即使相同，時間戳也不可能相同，這樣就能夠區(qū)分開兩個數(shù)據(jù)包了。

008: TCP 的超時重傳時間是如何計算的？

TCP 具有超時重傳機(jī)制，即間隔一段時間沒有等到數(shù)據(jù)包的回復(fù)時，重傳這個數(shù)據(jù)包。

那么這個重傳間隔是如何來計算的呢？

今天我們就來討論一下這個問題。

這個重傳間隔也叫做超時重傳時間(Retransmission TimeOut, 簡稱RTO)，它的計算跟上一節(jié)提到的 RTT 密切相關(guān)。這里我們將介紹兩種主要的方法，一個是經(jīng)典方法，一個是標(biāo)準(zhǔn)方法。

經(jīng)典方法

經(jīng)典方法引入了一個新的概念——SRTT(Smoothed round trip time，即平滑往返時間)，沒產(chǎn)生一次新的 RTT. 就根據(jù)一定的算法對 SRTT 進(jìn)行更新，具體而言，計算方式如下(SRTT 初始值為0):

SRTT= (α * SRTT) + ((1- α) * RTT)

其中，α 是平滑因子，建議值是0.8，范圍是0.8 ~ 0.9。

拿到 SRTT，我們就可以計算 RTO 的值了:

RTO= min(ubound, max(lbound, β * SRTT))

β 是加權(quán)因子，一般為1.3 ~ 2.0，lbound是下界，ubound是上界。

其實這個算法過程還是很簡單的，但是也存在一定的局限，就是在 RTT 穩(wěn)定的地方表現(xiàn)還可以，而在 RTT 變化較大的地方就不行了，因為平滑因子 α 的范圍是0.8 ~ 0.9, RTT 對于 RTO 的影響太小。

標(biāo)準(zhǔn)方法

為了解決經(jīng)典方法對于 RTT 變化不敏感的問題，后面又引出了標(biāo)準(zhǔn)方法，也叫Jacobson / Karels 算法。

一共有三步。

第一步: 計算SRTT，公式如下:

SRTT= (1- α) * SRTT + α * RTT

注意這個時候的α跟經(jīng)典方法中的α取值不一樣了，建議值是1/8，也就是0.125。

第二步: 計算RTTVAR(round-trip time variation)這個中間變量。

RTTVAR= (1- β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|)

β 建議值為 0.25。這個值是這個算法中出彩的地方，也就是說，它記錄了最新的 RTT 與當(dāng)前 SRTT 之間的差值，給我們在后續(xù)感知到 RTT 的變化提供了抓手。

第三步: 計算最終的RTO:

RTO= μ * SRTT + ? * RTTVAR

μ建議值取1,?建議值取4。

這個公式在 SRTT 的基礎(chǔ)上加上了最新 RTT 與它的偏移，從而很好的感知了 RTT 的變化，這種算法下，RTO 與 RTT 變化的差值關(guān)系更加密切。

009: 能不能說一說 TCP 的流量控制？

對于發(fā)送端和接收端而言，TCP 需要把發(fā)送的數(shù)據(jù)放到發(fā)送緩存區(qū), 將接收的數(shù)據(jù)放到接收緩存區(qū)。

而流量控制索要做的事情，就是在通過接收緩存區(qū)的大小，控制發(fā)送端的發(fā)送。如果對方的接收緩存區(qū)滿了，就不能再繼續(xù)發(fā)送了。

要具體理解流量控制，首先需要了解滑動窗口的概念。

TCP 滑動窗口

TCP 滑動窗口分為兩種:發(fā)送窗口和接收窗口。

發(fā)送窗口

發(fā)送端的滑動窗口結(jié)構(gòu)如下:

其中包含四大部分:

已發(fā)送且已確認(rèn)

已發(fā)送但未確認(rèn)

未發(fā)送但可以發(fā)送

未發(fā)送也不可以發(fā)送

其中有一些重要的概念，我標(biāo)注在圖中:

發(fā)送窗口就是圖中被框住的范圍。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被確認(rèn)，NXT 即next, 表示下一個發(fā)送的位置。

接收窗口

接收端的窗口結(jié)構(gòu)如下:

REV 即receive，NXT 表示下一個接收的位置，WND 表示接收窗口大小。

流量控制過程

這里我們不用太復(fù)雜的例子，以一個最簡單的來回來模擬一下流量控制的過程，方便大家理解。

首先雙方三次握手，初始化各自的窗口大小，均為 200 個字節(jié)。

假如當(dāng)前發(fā)送端給接收端發(fā)送 100 個字節(jié)，那么此時對于發(fā)送端而言，SND.NXT 當(dāng)然要右移 100 個字節(jié)，也就是說當(dāng)前的可用窗口減少了 100 個字節(jié)，這很好理解。

現(xiàn)在這 100 個到達(dá)了接收端，被放到接收端的緩沖隊列中。不過此時由于大量負(fù)載的原因，接收端處理不了這么多字節(jié)，只能處理 40 個字節(jié)，剩下的60個字節(jié)被留在了緩沖隊列中。

注意了，此時接收端的情況是處理能力不夠用啦，你發(fā)送端給我少發(fā)點，所以此時接收端的接收窗口應(yīng)該縮小，具體來說，縮小 60 個字節(jié)，由 200 個字節(jié)變成了 140 字節(jié)，因為緩沖隊列還有 60 個字節(jié)沒被應(yīng)用拿走。

因此，接收端會在 ACK 的報文首部帶上縮小后的滑動窗口 140 字節(jié)，發(fā)送端對應(yīng)地調(diào)整發(fā)送窗口的大小為 140 個字節(jié)。

此時對于發(fā)送端而言，已經(jīng)發(fā)送且確認(rèn)的部分增加 40 字節(jié)，也就是 SND.UNA 右移 40 個字節(jié)，同時發(fā)送窗口縮小為 140 個字節(jié)。

這也就是流量控制的過程。盡管回合再多，整個控制的過程和原理是一樣的。

010: 能不能說說 TCP 的擁塞控制？

上一節(jié)所說的流量控制發(fā)生在發(fā)送端跟接收端之間，并沒有考慮到整個網(wǎng)絡(luò)環(huán)境的影響，如果說當(dāng)前網(wǎng)絡(luò)特別差，特別容易丟包，那么發(fā)送端就應(yīng)該注意一些了。而這，也正是擁塞控制需要處理的問題。

對于擁塞控制來說，TCP 每條連接都需要維護(hù)兩個核心狀態(tài):

擁塞窗口（Congestion Window，cwnd）

慢啟動閾值（Slow Start Threshold，ssthresh）

涉及到的算法有這幾個:

慢啟動

擁塞避免

快速重傳和快速恢復(fù)

接下來，我們就來一一拆解這些狀態(tài)和算法。首先，從擁塞窗口說起。

擁塞窗口

擁塞窗口（Congestion Window，cwnd）是指目前自己還能傳輸?shù)臄?shù)據(jù)量大小。

那么之前介紹了接收窗口的概念，兩者有什么區(qū)別呢？

接收窗口(rwnd)是接收端給的限制

擁塞窗口(cwnd)是發(fā)送端的限制

限制誰呢？

限制的是發(fā)送窗口的大小。

有了這兩個窗口，如何來計算發(fā)送窗口？

發(fā)送窗口大小 =min(rwnd, cwnd)

取兩者的較小值。而擁塞控制，就是來控制cwnd的變化。

慢啟動

剛開始進(jìn)入傳輸數(shù)據(jù)的時候，你是不知道現(xiàn)在的網(wǎng)路到底是穩(wěn)定還是擁堵的，如果做的太激進(jìn)，發(fā)包太急，那么瘋狂丟包，造成雪崩式的網(wǎng)絡(luò)災(zāi)難。

因此，擁塞控制首先就是要采用一種保守的算法來慢慢地適應(yīng)整個網(wǎng)路，這種算法叫慢啟動。運作過程如下:

首先，三次握手，雙方宣告自己的接收窗口大小

雙方初始化自己的擁塞窗口(cwnd)大小

在開始傳輸?shù)囊欢螘r間，發(fā)送端每收到一個 ACK，擁塞窗口大小加 1，也就是說，每經(jīng)過一個 RTT，cwnd 翻倍。如果說初始窗口為 10，那么第一輪 10 個報文傳完且發(fā)送端收到 ACK 后，cwnd 變?yōu)?20，第二輪變?yōu)?40，第三輪變?yōu)?80，依次類推。

難道就這么無止境地翻倍下去？當(dāng)然不可能。它的閾值叫做慢啟動閾值，當(dāng) cwnd 到達(dá)這個閾值之后，好比踩了下剎車，別漲了那么快了，老鐵，先 hold 住！

在到達(dá)閾值后，如何來控制 cwnd 的大小呢？

這就是擁塞避免做的事情了。

擁塞避免

原來每收到一個 ACK，cwnd 加1，現(xiàn)在到達(dá)閾值了，cwnd 只能加這么一點:1 / cwnd。那你仔細(xì)算算，一輪 RTT 下來，收到 cwnd 個 ACK, 那最后擁塞窗口的大小 cwnd 總共才增加 1。

也就是說，以前一個 RTT 下來，cwnd翻倍，現(xiàn)在cwnd只是增加 1 而已。

當(dāng)然，慢啟動和擁塞避免是一起作用的，是一體的。

快速重傳和快速恢復(fù)

快速重傳

在 TCP 傳輸?shù)倪^程中，如果發(fā)生了丟包，即接收端發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)段不是按序到達(dá)的時候，接收端的處理是重復(fù)發(fā)送之前的 ACK。

比如第 5 個包丟了，即使第 6、7 個包到達(dá)的接收端，接收端也一律返回第 4 個包的 ACK。當(dāng)發(fā)送端收到 3 個重復(fù)的 ACK 時，意識到丟包了，于是馬上進(jìn)行重傳，不用等到一個 RTO 的時間到了才重傳。

這就是快速重傳，它解決的是是否需要重傳的問題。

選擇性重傳

那你可能會問了，既然要重傳，那么只重傳第 5 個包還是第5、6、7 個包都重傳呢？

當(dāng)然第 6、7 個都已經(jīng)到達(dá)了，TCP 的設(shè)計者也不傻，已經(jīng)傳過去干嘛還要傳？干脆記錄一下哪些包到了，哪些沒到，針對性地重傳。

在收到發(fā)送端的報文后，接收端回復(fù)一個 ACK 報文，那么在這個報文首部的可選項中，就可以加上SACK這個屬性，通過left edge和right edge告知發(fā)送端已經(jīng)收到了哪些區(qū)間的數(shù)據(jù)報。因此，即使第 5 個包丟包了，當(dāng)收到第 6、7 個包之后，接收端依然會告訴發(fā)送端，這兩個包到了。剩下第 5 個包沒到，就重傳這個包。這個過程也叫做選擇性重傳(SACK，Selective Acknowledgment)，它解決的是如何重傳的問題。

快速恢復(fù)

當(dāng)然，發(fā)送端收到三次重復(fù) ACK 之后，發(fā)現(xiàn)丟包，覺得現(xiàn)在的網(wǎng)絡(luò)已經(jīng)有些擁塞了，自己會進(jìn)入快速恢復(fù)階段。

在這個階段，發(fā)送端如下改變：

擁塞閾值降低為 cwnd 的一半

cwnd 的大小變?yōu)閾砣撝?/p>

cwnd 線性增加

以上就是 TCP 擁塞控制的經(jīng)典算法:慢啟動、擁塞避免、快速重傳和快速恢復(fù)。

011: 能不能說說 Nagle 算法和延遲確認(rèn)？

Nagle 算法

試想一個場景，發(fā)送端不停地給接收端發(fā)很小的包，一次只發(fā) 1 個字節(jié)，那么發(fā) 1 千個字節(jié)需要發(fā) 1000 次。這種頻繁的發(fā)送是存在問題的，不光是傳輸?shù)臅r延消耗，發(fā)送和確認(rèn)本身也是需要耗時的，頻繁的發(fā)送接收帶來了巨大的時延。

而避免小包的頻繁發(fā)送，這就是 Nagle 算法要做的事情。

具體來說，Nagle 算法的規(guī)則如下:

當(dāng)?shù)谝淮伟l(fā)送數(shù)據(jù)時不用等待，就算是 1byte 的小包也立即發(fā)送

后面發(fā)送滿足下面條件之一就可以發(fā)了:

數(shù)據(jù)包大小達(dá)到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)

之前所有包的 ACK 都已接收到

延遲確認(rèn)

試想這樣一個場景，當(dāng)我收到了發(fā)送端的一個包，然后在極短的時間內(nèi)又接收到了第二個包，那我是一個個地回復(fù)，還是稍微等一下，把兩個包的 ACK 合并后一起回復(fù)呢？

延遲確認(rèn)(delayed ack)所做的事情，就是后者，稍稍延遲，然后合并 ACK，最后才回復(fù)給發(fā)送端。TCP 要求這個延遲的時延必須小于500ms，一般操作系統(tǒng)實現(xiàn)都不會超過200ms。

不過需要主要的是，有一些場景是不能延遲確認(rèn)的，收到了就要馬上回復(fù):

接收到了大于一個 frame 的報文，且需要調(diào)整窗口大小

TCP 處于 quickack 模式（通過tcp_in_quickack_mode設(shè)置）

發(fā)現(xiàn)了亂序包

兩者一起使用會怎樣？

前者意味著延遲發(fā)，后者意味著延遲接收，會造成更大的延遲，產(chǎn)生性能問題。

012. 如何理解 TCP 的 keep-alive？

大家都聽說過 http 的keep-alive, 不過 TCP 層面也是有keep-alive機(jī)制，而且跟應(yīng)用層不太一樣。

試想一個場景，當(dāng)有一方因為網(wǎng)絡(luò)故障或者宕機(jī)導(dǎo)致連接失效，由于 TCP 并不是一個輪詢的協(xié)議，在下一個數(shù)據(jù)包到達(dá)之前，對端對連接失效的情況是一無所知的。

這個時候就出現(xiàn)了 keep-alive, 它的作用就是探測對端的連接有沒有失效。

在 Linux 下，可以這樣查看相關(guān)的配置:

sudo sysctl -a | grep keepalive

// 每隔 7200 s 檢測一次
net.ipv4.tcp_keepalive_time =7200
// 一次最多重傳 9 個包
net.ipv4.tcp_keepalive_probes =9
// 每個包的間隔重傳間隔 75 s
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl =75

不過，現(xiàn)狀是大部分的應(yīng)用并沒有默認(rèn)開啟 TCP 的keep-alive選項，為什么？

站在應(yīng)用的角度:

7200s 也就是兩個小時檢測一次，時間太長

時間再短一些，也難以體現(xiàn)其設(shè)計的初衷, 即檢測長時間的死連接

因此是一個比較尷尬的設(shè)計。