TCP协议

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原创最新推荐文章于 2026-04-18 11:56:51 发布 730 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

TCP协议总结 TCP协议原理 TCP/IP协议栈 TCP可靠传输 TCP三次握手 TCP四次挥手 TCP滑动窗口阅读详情

TCP协议

传输控制协议（TCP，Transmission Control Protocol）是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议。

其中比较重要的字段有：

（1）序号（sequence number）：Seq序号，占32位，用来标识从TCP源端向目的端发送的字节流，发起方发送数据时对此进行标记。

（2）确认号（acknowledgement number）：Ack序号，占32位，只有ACK标志位为1时，确认序号字段才有效，Ack=Seq+1。

（3）标志位（Flags）：共6个，即URG、ACK、PSH、RST、SYN、FIN等。具体含义如下：

URG：紧急指针（urgent pointer）有效。

ACK：确认序号有效。PSH：接收方应该尽快将这个报文交给应用层。

RST：重置连接。SYN：发起一个新连接。

FIN：释放一个连接。

需要注意的是：

不要将确认序号Ack与标志位中的ACK搞混了。确认方Ack=发起方Seq+1，两端配对。

三次握手图解：

第一次握手：建立连接，客户端发送syn=1到服务端，并进入SYN_SENT状态，等待服务器确认。

第二次握手：服务器接收到SYN包，必须确认客户端的SYN（ack=x+1）.同时也发送一个SYN+ACK包，并进入SYN_RCVD状态。

第三次握手：客户端收到服务器的SYN+ACK包后，想服务器发送一个ACK（ack=y+1）包，此时包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED状态，完成三次握手。

问题一：为什么需要三次握手才能建立起链接？

为了初始化seq num的值，也就是图中的x，y值，保证应用层接收到的数据不会因为网络传输问题而乱序

问题二：首次握手时，SYN超时？

第三次握手，服务端没有收到客户端的ack确认。服务端就会不断重试直至超时，重试时间从1s开始每次翻倍。linux默认63s才断开连接。可能会导致服务器遭到恶意攻击（只建立第一次握手然后下线）。

SYN队列满了以后，通过tcp_syncookies参数回发SYN Cookie

若为正常连接则client会回发SYN Cokkie，直接建立连接。即使SYN队列满了也能建立链接

问题三：建立连接后Client故障了怎么办？

保活机制

向对方发送保活探测报文，如果问收到回应则继续发送。尝试次数达到保活探测次数任未收到相应则中断链接。

四次挥手图解：

第一次挥手：Client发送一个FIN，用来关闭Client到Server的数据连接，Client进入FIN_WAIT1状态。

第二次回收：Server收到FIN后，发送一个ACK给Client，确认序号为收到序号+1（u+1），Server进入Close_Wait状态

第三次挥手：Server发送一个FIN用来关闭server与client的数据传输，Server进入LAST_ACK状态

第四次挥手：Client收到FIN后，Client进入TIME_WAIT状态，接着发送一个ACK给Server，确认序号为收到序号+1（w+1），Server进入Closed状态，Client也会在等待2MSL后，进入Closed状态。完成四次挥手。

问题一：为什么有个TIME_WAIT状态？

确保有足够的时间让对方收到ACK包，如果没有收到，被动关闭的那端就会重发FIN包，一来一回就是2MSL（Maximum Segment Lifetime 报文最大生存时间）。

问题二：为什么需要四次挥手才能断开链接？

tcp是全双工（双方可以同时发送数据）发送方和接收方都需要FIN报文和ACK报文。即双方各自要中断和确认一次。

问题三：服务求出现大量的CLOSE_WAIT状态

客户端一直请求服务端，返回异常信息。但是服务端却没有收到请求。

原因：对方关闭socket链接，而服务端忙于读写，没有及时关闭连接。

需要检查代码，尤其是释放资源。

TCP保证可靠传输

应用数据被分割成 TCP 认为最适合发送的数据块。
TCP 给发送的每一个包进行编号，接收方对数据包进行排序，把有序数据传送给应用层。
校验和： TCP 将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错，TCP 将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段。
TCP 的接收端会丢弃重复的数据。
流量控制： TCP 连接的每一方都有固定大小的缓冲空间，TCP 的接收端只允许发送端发送接收端缓冲区能接纳的数据。当接收方来不及处理发送方的数据，能提示发送方降低发送的速率，防止包丢失。TCP 使用的流量控制协议是可变大小的滑动窗口协议。（TCP 利用滑动窗口实现流量控制）
拥塞控制： 当网络拥塞时，减少数据的发送。
ARQ 协议： 也是为了实现可靠传输的，它的基本原理就是每发完一个分组就停止发送，等待对方确认。在收到确认后再发下一个分组。
超时重传： 当 TCP 发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能及时收到一个确认，将重发这个报文段。

ARQ 协议

自动重传请求（Automatic Repeat-reQuest，ARQ）是 OSI 模型中数据链路层和传输层的错误纠正协议之一。它通过使用确认和超时这两个机制，在不可靠服务的基础上实现可靠的信息传输。如果发送方在发送后一段时间之内没有收到确认帧，它通常会重新发送。ARQ 包括停止等待 ARQ 协议和连续 ARQ 协议。

停止等待 ARQ 协议

停止等待协议是为了实现可靠传输的，它的基本原理就是每发完一个分组就停止发送，等待对方确认（回复 ACK）。如果过了一段时间（超时时间后），还是没有收到 ACK 确认，说明没有发送成功，需要重新发送，直到收到确认后再发下一个分组。

在停止等待协议中，若接收方收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认。

优缺点：

优点： 简单
缺点： 信道利用率低，等待时间长

1) 无差错情况:

发送方发送分组,接收方在规定时间内收到,并且回复确认.发送方再次发送。

2) 出现差错情况（超时重传）:

停止等待协议中超时重传是指只要超过一段时间仍然没有收到确认，就重传前面发送过的分组（认为刚才发送过的分组丢失了）。因此每发送完一个分组需要设置一个超时计时器，其重传时间应比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。这种自动重传方式常称为 自动重传请求 ARQ 。另外在停止等待协议中若收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认。连续 ARQ 协议 可提高信道利用率。发送维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累积确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组位置的所有分组都已经正确收到了。

3) 确认丢失和确认迟到

确认丢失 ：确认消息在传输过程丢失。当 A 发送 M1 消息，B 收到后，B 向 A 发送了一个 M1 确认消息，但却在传输过程中丢失。而 A 并不知道，在超时计时过后，A 重传 M1 消息，B 再次收到该消息后采取以下两点措施：1. 丢弃这个重复的 M1 消息，不向上层交付。 2. 向 A 发送确认消息。（不会认为已经发送过了，就不再发送。A 能重传，就证明 B 的确认消息丢失）。
确认迟到 ：确认消息在传输过程中迟到。A 发送 M1 消息，B 收到并发送确认。在超时时间内没有收到确认消息，A 重传 M1 消息，B 仍然收到并继续发送确认消息（B 收到了 2 份 M1）。此时 A 收到了 B 第二次发送的确认消息。接着发送其他数据。过了一会，A 收到了 B 第一次发送的对 M1 的确认消息（A 也收到了 2 份确认消息）。处理如下：1. A 收到重复的确认后，直接丢弃。2. B 收到重复的 M1 后，也直接丢弃重复的 M1。

连续 ARQ 协议

连续 ARQ 协议可提高信道利用率。发送方维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可以连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累计确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组为止的所有分组都已经正确收到了。

优缺点：

优点： 信道利用率高，容易实现，即使确认丢失，也不必重传。
缺点： 不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。比如：发送方发送了 5 条消息，中间第三条丢失（3 号），这时接收方只能对前两个发送确认。发送方无法知道后三个分组的下落，而只好把后三个全部重传一次。这也叫 Go-Back-N（回退 N），表示需要退回来重传已经发送过的 N 个消息。

4.2 滑动窗口和流量控制

TCP 利用滑动窗口实现流量控制。流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。 接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。

4.3 拥塞控制

在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种情况就叫拥塞。拥塞控制就是为了防止过多的数据注入到网络中，这样就可以使网络中的路由器或链路不致过载。拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机，所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。相反，流量控制往往是点对点通信量的控制，是个端到端的问题。流量控制所要做到的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。

为了进行拥塞控制，TCP 发送方要维持一个 拥塞窗口(cwnd) 的状态变量。拥塞控制窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态变化。发送方让自己的发送窗口取为拥塞窗口和接收方的接受窗口中较小的一个。

TCP 的拥塞控制采用了四种算法，即 慢开始 、 拥塞避免 、快重传 和 快恢复。在网络层也可以使路由器采用适当的分组丢弃策略（如主动队列管理 AQM），以减少网络拥塞的发生。

慢开始： 慢开始算法的思路是当主机开始发送数据时，如果立即把大量数据字节注入到网络，那么可能会引起网络阻塞，因为现在还不知道网络的符合情况。经验表明，较好的方法是先探测一下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就是由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。cwnd 初始值为 1，每经过一个传播轮次，cwnd 加倍。
拥塞避免： 拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口 cwnd 缓慢增大，即每经过一个往返时间 RTT 就把发送放的 cwnd 加 1.
快重传与快恢复： 在 TCP/IP 中，快速重传和恢复（fast retransmit and recovery，FRR）是一种拥塞控制算法，它能快速恢复丢失的数据包。没有 FRR，如果数据包丢失了，TCP 将会使用定时器来要求传输暂停。在暂停的这段时间内，没有新的或复制的数据包被发送。有了 FRR，如果接收机接收到一个不按顺序的数据段，它会立即给发送机发送一个重复确认。如果发送机接收到三个重复确认，它会假定确认件指出的数据段丢失了，并立即重传这些丢失的数据段。有了 FRR，就不会因为重传时要求的暂停被耽误。　当有单独的数据包丢失时，快速重传和恢复（FRR）能最有效地工作。当有多个数据信息包在某一段很短的时间内丢失时，它则不能很有效地工作。