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网络传输层TCP协议

news 来源：原创 2025/6/18 21:31:51

传输层TCP协议

1. TCP协议介绍

TCP（Transmission Control Protocol，传输控制协议）是一个要对数据的传输进行详细控制的传输层协议。 TCP 与 UDP 的不同，在于TCP是有连接、可靠、面向字节流的。具体来说，TCP设置了一大堆机制，来保证它的连接是可靠的，它的字节流传输是可靠的。

TCP协议结构：

TCP1

16位源端口号： 表示数据从哪个进程来。

16位目的端口号： 表示数据到哪个进程去。

32位序号： todo

32位确认序号： todo

4位TCP报头长度： 表示该TCP报头有多少个32bit（4字节），所以TCP报头的最大长度是 $4 * 15 = 60$ 字节。

6位标志位：

URG： 紧急指针是否有效。
ACK（Acknowledge character）：确认号是否有效。
PSH： 提示接收端应用程序立即从TCP缓冲区把数据读走。详细->PSH在流量控制的应用
RST（Reset，连接重置标志位）：对方要求重新建立连接。收到该标志的主机，要对异常连接重新释放，重新建立。（携带 RST标识的报文称为 复位报文段）
SYN（Synchronize Sequence Numbers）：请求建立连接。（携带 SYN标识的报文称为 同步报文段）
FIN： 通知对方，本端口要关闭了。（携带 FIN标识的报文称为 结束报文段）

16位窗口大小： 标识了自己接收缓冲区的接收能力。详细-> 点击跳转

16位校验和： 发送端填充，CRC校验，接收端判断校验不通过，则认为数据有问题。（校验不仅包含TCP头部，也包含TCP数据）

16位紧急指针： 标识哪部分数据是紧急数据 （实际应用非常少） 。详细->点击跳转

40字节头部选项： todo

1.1 面向字节流

在应用层创建一个TCP的socket，在内核中会创建一个发送缓冲区和一个接收缓冲区。当调用write()时，数据会先写入发送缓冲区中，如果发送的数据太长，数据就会被拆分成多个 TCP 数据包发出；如果发送的数据太短，就会先在发送缓冲区里等待，等待发送缓冲区堆积得差不多了，或等待其他合适的时机再发出去。

在接收数据时，数据从网卡驱动程序到达内核的接收缓冲区，再通过应用层调用 read() 从接收缓冲区拿走数据。

由于一个TCP连接，既有发送缓冲区，也有接收缓冲区。所以对于一个连接，既可以读，也可以写，这个概念叫做全双工。

由于缓冲区的存在, TCP 程序的读和写不需要一一匹配。

写 $100$ 个字节数据时,可以调用一次 write() 写 100 个字节，也可以调用 100 次 write()，每次写一个字节。

读 $100$ 个字节数据时，也完全不需要考虑写的时候是怎么写的，既可以一次 read() $100$ 个字节, 也可以一次 read() 一个字节，重复 $100$ 次。

2. 确认应答（ACK）机制

我们在进行网络传输时，数据有可能会非常庞大，TCP 需要将一份数据拆分成多份，使用多个报文向对方端传输数据。那么 TCP 就需要确认对方端成功接收到了其中的所有报文而没有丢失。

但由于报文在网络中传输需要时间，主机双方不能实时确认每份TCP报是否被接收，每份报文都是过去发送的。所以需要 确认应答机制来保证数据成功被接收。确认应答机制认为，只要对方传来应答，就判断报文 100% 收到。

TCP为每个需要传输的数据的字节都进行了编号，主机向对方传输了多少数据，只需要告诉对方编号的范围即可。

TCP2

确认应答机制过程：

主机A向主机 B 发送数据，数据被拆分成多份 TCP 报分别发送。主机A发送第一份数据，在报头中包含此次传输的数据字节序列号为 1-1000，主机B接收到该TCP报后，向A发送确认应答的TCP报，且告知对方下一份数据的序列号应该从 $1001$ 开始，这是因为主机B要让主机 A 明确我应答的是传输 1-1000 数据的TCP报（因为实际传输中可能会有多个 TCP 报）。

TCP3

但是在网络通信中，每一份发送端报文或接收端报文可能不会都安全地到达。如果发生了丢包，TCP要如何应对呢？

3. 超时重传机制

两个主机之间在进行网络传输时，可能会因为网络拥堵等原因造成 TCP 报丢失。在上面确认应答的机制的情况下，如果其中一份 TCP 报丢失了，TCP 就需要对丢失的 TCP 报进行补发。但首先，发送端要先知道接收端丢失了哪一份数据。

3.1 如何处理重传？

TCP4

如果丢失的是发送端的报文。主机B接收不到报文，主机A迟迟等待不到应答，就会认为发送的报文丢失了，向主机B重新发送一个TCP报。

TCP5

如果丢失的是应答报文，那么主机 A 迟迟等到不到带有下一份应发序列号的应答，就会认为先前发的报文丢失了（主机A并不知道丢失的是自己的报文还是对方的应答报文），向 B 主机重新发送一份与上一份相同的报文。

所以，无论是发送端报文丢失，还是接收端的应答报文丢失，其处理方法都是一样的。都是发送端重新传一份没有正常经过确认应答机制的报文。

并且如果是应答报文丢失，主机 B 可能会接收到多个相同的报文，TCP 协议就需要具有去重的功能，而这个去重的功能就是由上面（确认应答机制）提到的 TCP 为每个需要传输的数据的字节都进行了编号来实现的。

现在我们知道了超时重传的重传机制，那么 TCP 又是如何判断、处理超时的呢？

3.2 如何处理超时？

最理想的情况是找到一个最小的时间，保证 “确认应答一定能在这个时间内返回”。但这个时间的长短一定是动态的，因为随着网络环境的不同，网络通信的速度肯定也不同。如果超时时间设置得太长，会影响整体重传的效率；如果超时时间设置得太短，有可能发送端会频繁发送重复报文。

Linux 中（BSD Unix 和 Windows 也是如此），超时以500ms为一个单位进行控制，每次判断超时重传的超时时间都是 500ms 的整数倍。

如果判断超时重传一次后，仍然得不到应答，下次超时重传就是 2*500ms 以后，再下次就是 4*500ms ，以此类推。当重传累计到一定的次数后，TCP 认为网络或者对端主机出现异常，就会强制关闭连接。

4. 连接管理机制

TCP 是一个有连接的协议。那么 TCP 是如何保证连接是可靠的呢？

TCP 的通信全过程：

TCP6

服务器端状态转换：

[CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用 listen() 后进入LISTEN状态，等待客户端连接。

[LISTEN -> SYN_RCVD] 一旦监听到连接请求（同步报文段），就将该连接放入内核等待队列中，并向客户端发送SYN确认报文。

[SYN_RCVD -> ESTABLISHED] 服务端一旦收到客户端的确认报文，就进入ESTABLISHED状态，可以进行读写数据了。

[ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接（调用close()），服务器会收到结束报文段,服务器返回确认报文段并进入CLOSE_WAIT。

[CLOSE_WAIT -> LAST_ACK] 进入CLOSE_WAIT后说明服务器准备关闭连接（需要处理完之前的数据）；当服务器真正调用close()关闭连接时，会向客户端发送FIN，此时服务器进入LAST_ACK状态，等待最后一个ACK到来(这个ACK是客户端确认收到了FIN)。

[LAST_ACK -> CLOSED] 服务器收到了对FIN的ACK，彻底关闭连接。

客户端状态转换：

[CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用 connect()， 发送同步报文段。

[SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect()调用成功,则进入 ESTABLISHED 状态,开始读写数据。

[ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1] 客户端主动调用 close()时，向服务器发送结束报文段，同时进入FIN_WAIT_1。

[FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2] 客户端收到服务器对结束报文段的确认，则进入FIN_WAIT_2，开始等待服务器的结束报文段。

[FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT] 客户端收到服务器发来的结束报文段，进入TIME_WAIT，并发出LAST_ACK。

[TIME_WAIT -> CLOSED] 客户端要等待一个2MSL（Max Segment Life，报文最大生存时间）的时间，才会进入 CLOSED 状态。

4.1 三次握手

TCP 在进行建立连接时，假设是客户端主动向服务器建立连接：

TCP7

首先客户端向服务器进行 SYN 请求建立连接。
服务器接收到客户端的请求后，向客户端发送报文，这个报文除了 SYN 以外，还有客户端对服务器的 ACK 。
客户端在接收到服务器的 SYN+ACK 后，此时对于客户端来说连接已经建立完成，所以在下一个报文中，对服务器的 SYN 的 ACK 报文中，是可以携带数据的（称为捎带报文，下面细讲）。
服务器在接收到客户端的 ACK 后，对于服务器来说，此时连接也建立完成。

注意在三次握手中， accept() 函数并没有参与到三次握手当中，当连接建立完成时，accept() 才会返回。

服务器和客户端建立连接的时间，有一个非常短暂的时间差，客户端比服务器要早一个报文。那么假如最后一个 ACK丢包了怎么办？

此时对于客户端来说，连接已经建立完成（ESTABLISHED），是可以正常发数据的。客户端进入正常通信状态，向服务器发送第报文，随后服务器就受到报文，此时服务器还没有进入 ESTABLISHED 状态，但服务器端认得发送该报文的IP和端口，就是刚才还没有完成连接建立（对服务器来说）的客户端。于是服务器对客户端报文的应答就不会是 ACK ，而是 RST（reset，连接重置标志位），表示我服务器这里的三次握手还没有完成，需要重新走三次握手的操作。

如果客户端是浏览器，触发 RST 的效果是这样：

TCP三次握手的目的：

验证全双工——验证网络的连通性。

全双工，即同时既能读又能写。之所以要握三次手，就是因为双方都要验证自己既能对对方写（发送 SYN），又能对对方读（接收 ACK）。
建立双方通信的共识意愿。

并不是说客户端想要和服务器建立连接，服务器就必须要与其建立连接。在访问网页时，也能常常看到网页拒绝访问的错误。

4.2 四次挥手

四次挥手，别名连接终止协议，是TCP双方断开连接的一种机制。TCP的四次挥手是进行可靠断开连接的最小次数。

TCP9

客户端主动退出连接（FIN），此时在客户端的本地体现为用 scokfd调用了 close()。但既然文件描述符都关闭了，客户端为什么还能接收到服务器的 ACK呢？

实际上调用close()表示应用层的数据已经发送完成，缓冲区的内容也已经清理完毕了，但是对于操作系统来说，还需要维持一段时间的TCP可靠性，所以连接并没有完全关闭。

为什么是四次挥手而不是三次挥手？

在三次握手中，使用了SYN+ACK的方式保证了最小建立可靠连接的次数。那么，为什么断开连接不能使用 FIN+ACK的方式，使得四次挥手变成三次挥手呢？

由于断开连接是由应用层调用的，应用层此时并不知道底层的通信在进行着怎么样的数据传输，如果服务器端一接收到客户端发来的 FIN，就立马也准备关闭连接，那么可能会导致一方可能在确认关闭连接之前未能发送完所有数据。因为虽然说客户端知道自己已经没有数据要发送，但不代表服务器端就没有数据要发送给客户端，所以四次挥手确保一方发送完数据后再关闭连接，避免数据丢失和确保双方都完全关闭，维持TCP的可靠性和有序性。

由于TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独进行关闭。这原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个 FIN 来终止这个方向的连接。收到一个 FIN 只意味着这一方向上没有数据流动，一个 TCP 连接在收到一个 FIN 后仍能发送数据。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭。

在套接字的库中，提供了一个关闭sockfd的函数 shutdown()。

#include <sys/socket.h>

int shutdown(int sockfd, int how)

shutdown() 与 colse() 的不同在于，shutdown() 的 how 变量用于控制如何关闭文件。填入 SHUT_RD 表示关闭读，填入 SHUT_WR 表示关闭写，填入 SHUT_WDRW的效果与 cOlse()相同（完全关闭文件）。而且，shutdown() 没有计数器机制，一个进程使用shutdown() 对一个文件进行关闭操作，其他所有进程都会受到影响。

4.3 TIME_WAIT状态

TCP协议规定，使用TCP的程序如果使用 Ctrl+c终止程序或正常退出，属于主动关闭连接，而主动关闭连接的一方要处于 TIME_WAIT 状态，等待两个 MSL（Maximum Segment Lifetime，报文最长存活时间）的时间后，才能回到 CLOSED 状态。

MSL 在RFC1122中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在 Centos7、Ubuntu上默认配置的值是 60s。

使用 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 可以查看系统默认 MSL 的值。

之所以 TIME_WAIT 的时间是 2MSL，是因为：

MSL 是报文的理论上的最大存活时间，在 2MSL 内能保证双方所有尚未被接收的或迟到的都已经消失。

否则服务器重启后，可能会收到上一个进程的迟到报文，虽然说这种数据很可能是错误的。
理论上能保证最后一个报文可靠到达。

假设最后一个 ACK 丢失, 那么服务器会再重发一个 FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是 TCP 连接还在, 仍然可以重发 LAST_ACK 。

TIME_WAIT状态在服务器关闭，但客户端还保持连接时，如果服务器想使用原来的端口号重启进程就会发生 bind 错误。但一个服务器端可能需要处理非常大量的客户端的连接，服务器主动关闭连接，就会产生大量的 TIME_WAIT 连接。如果新来的客户端连接的ip和端口号和 TIME_WAIT 占用的链接重复了，就会出现问题。

要想跳过 TIME_WAIT 状态，套接字也提供了一个函数接口，来设置socket的具体属性：

#include <sys/types.h>

#include <sys/socket.h>

int setsockopt(int sockfd, int level, int optname, const void *optval, socklen_t optlen);

将 optname 设置为 SO_REUSEADDR （值为1），表示允许创建端口号相同但IP地址不同的多个 socket 描述符。

4.4 CLOSE_WAIT状态

如果TCP连接通信结束后，没有 close() 套接字，导致四次挥手无法完成。此时 TCP 连接就会处于 CLOSE_WAIT 状态。由于进程结束后，TCP连接还要处理善后工作，所以即使程序退出，处于 CLOSE_WAIT 状态的 TCP 并不会退出，造成内存泄漏。所以在进行编码时，必须要防止没有 close() 套接字的错误，如果系统中存在大量的 CLOSE_WAIT 连接，也要进行释放。

5. 滑动窗口

在先前的确认应答机制中提到，TCP 通信的双方，对于每发的一个数据段，都要有一个 ACK 应答。但真实的情况中，不可能是“接收到一个 ACK 再发送下一个数据段”，这样效率太低。

TCP10

真实的情况，一定是同时发送多个数据段，再同时接受多个 ACK 确认应答：

TCP11

一次发送窗口大小的数据段，然后等待接收 ACK，等到接收到第一个 ACK 后，窗口向后滑动，继续发送第五段数据段，这便是滑动窗口。操作系统内核为了维护这个滑动窗口，需要使用 发送缓冲区 来记录当前有哪些数据没有被应答，只有确认应答过的数据，才能从缓冲区删除。

窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值，图示窗口大小为 4000 字节（四个段）。窗口越大，则网络的吞吐率就越高。但窗口大小也不是不变的（下面细谈）。

TCP12

窗口滑动示图

在线性表描述的滑动窗口中，表中的下标表示字节序号下标。其中窗口左边表示已发送已接收应答的数据包，窗口中表示已发送待接收应答的数据包，窗口右边表示未发送的数据包。所以说，滑动窗口只能向右边移动。

在实际通信中，接收方是有接收缓冲区的，那么接收方的接收能力就一定是动态的，所以滑动窗口的大小也不是一成不变的，那么发送方如何得知接收方的接收能力呢？

5.1 滑动窗口丢包情况

在超时重传机制中提过，无论是数据包丢失还是 ACK 丢失，发送方都会补发一份数据包给彼端。那么在滑动窗口的机制下，TCP又要如何处理丢包呢？

5.1.1 ACK丢失

如果是应答部分丢失，那么发送端无需重新补发，因为根据后续 ACK 的情况已经可以知道，对方收到了数据包，只是对方的 ACK 丢失了而已。滑动窗口机制使得双方通信中由于 ACK 丢包引起的超时重传大大减少。

TCP13

图中主机B 1001 的ACK丢失，但主机A接收到了 2001 的ACK，说明在主机A的视角中，主机B确实收到了 1-1000 的数据包，也就无需补发了。

5.1.2 数据包丢失（高速重发控制）

如果是数据包丢失，接收端一次接收多个数据包，固然知道数据包的序号在什么范围内有缺失。此时接收端会暂时放弃对正常接收到的数据包做 ACK 应答，而是反复发送丢包序号的 ACK ，告知发送端发送的数据包出现了丢包，需要补发。接收端接收到三次相同的ACK时，就知道自己的哪一个数据包发生了丢包，需要补发。

虽然说这段时间里接收端没有对正常接收到的数据做 ACK ，但这些数据确实被收到了，存储在接收端的接收缓冲区中。接收端接收到补发的数据包后，这个补发的数据包的 ACK 会跳过正常被接收到的数据包（只要其连续），直接告知发送端窗口滑动后的数据序号，所以发送端也无需对接收端正常接收到的数据包补发，因为根据上面 ACK 丢失的案例，补发数据包的ACK能证明其他数据包已经被正常接收。

这种机制被称为高速重发控制，也叫快重传。

TCP14

图中发生数据包丢失时，接收端会发送三次以上相同的 ACK 来提醒发送端，我要的数据包是“1001-2000”的数据。接收端在接收到三次相同的 ACK 时（从丢包后开始算），就知道自己发送的数据包丢失了。不等接收到窗口大小数量的 ACK，就对丢包的 $1001 - 2000$ 的数据包进行补发。等待接收到补发数据包的ACK后，再进行滑动窗口（此时正常的数据包的 ACK 肯定到达或丢失），而这个补发数据包的ACK，是正常窗口滑动后的数据包的序号，因为参考上面 ACK 丢失的案例，这个 ACK 能证明其他的数据包已经正常被接收到了。

对于数据包的丢失，无所谓丢包的是在滑动窗口的最左边、中间、最右边。因为滑动窗口的滑动在收到对应字节序号时进行，无论是中间丢包，还是最右边丢包，随着时间推进窗口向右滑动，都会变成最左边丢包的情况。

当最左边丢包时，滑动窗口此时的左侧不再右移，等待最左侧的数据包补发后，才会更新位置。

高速重发机制是否和超时重传机制矛盾？

高速重发机制是接收到三次以上相同的 ACK 才会触发的重发机制，而超时重传的重发机制依据的是时间。在三次握手和四次挥手中，高速重发机制并不参与，也就没有矛盾的说法。

而在正常通信中，如果数据包丢失触发了接收端的高速重发机制，但告知需要重发的 ACK 丢失到不足三个，那么发送端就无法触发高速重发来补发数据包，此时就需要超时重传机制让发送方主动补发数据包。或者数据包发生了大量的丢失，不足以触发三次以上的ACK应答机制，也需要超时重传机制，让发送方主动补发数据包。所以两钟机制是可以共存的。

注意，数据包大量丢失会触发拥塞控制机制（慢启动、拥塞避免等），来缓解网络拥塞情况，所以实际情况会更复杂。

6. 流量控制

滑动窗口解决了数据包如何快速发送的问题，但接收端接收数据的速度是有限的，如果发送端发送的太快，导致接收端的接收缓冲区打满溢出，此后继续接收到的数据包将全部丢包。流量控制则是要解决怎么控制滑动窗口发送速度的问题。

TCP支持根据接收端的处理能力，来决定发送端的发送速度，这个机制就做流量控制（Flow Control）

6.1 16位窗口大小

在TCP报头中，16 位窗口大小用来描述自己的接收能力（缓冲区剩余空间大小），滑动窗口的窗口大小通过 ACK 应答的 16 位窗口大小计算出来，发送方就能控制下一轮窗口大小，不至于发送的数据包超过对方的接收能力造成丢包的问题。

窗口大小字段越大，说明网络的吞吐量越大。而当接收端发现自己的接收缓冲区快满了，就会将窗口大小设置成设置成一个更小的值发送给发送端，让发送端调小自己的发送量。如果接收端缓冲区满了，就会将窗口置为 0 。这时发送方不再发送数据,，但是需要定期发送一个窗口探测数据段，使接收端把窗口大小告诉发送端。

16 位窗口大小中的变量 int win_start = ack_seq 和 int win_end = win_start + win 分别记录了窗口大小的字节序范围。而窗口的向右移动，实际就是对 win_start++、win_end++。所以想要控制滑动窗口的变大和变小，只需要控制这两个变量的差值即可。

在三次握手的过程中，双方发给对方的 ACK 中的窗口大小就已经交换了双方的接收能力，所以在第一轮数据包中，滑动窗口的大小就已经得知了。

其他：

16位窗口大小是16位，所以接收缓冲区的大小为 $65535$ 字节。但其实在 TCP 报头中的选项中，有一个窗口扩大因子，将窗口扩大因子设置为 n，窗口大小就为16位再左移 n 位。
在发送方TCP报头中设置 PSH 标志位，可以催促接收方尽快将接收缓冲区的数据读走，以来扩大滑动窗口大小，一次性发送更多数据包。如果我们想让对方尽快处理数据，都可以设置 PSH 。

6.2 探测窗口

当窗口大小变为 0 ，此时接收端的接收缓冲区已经满载。发送端要暂时停止发送数据包，接收端需要时间来给接收缓冲区腾出空间。当接收端的接收缓冲区腾出空间后，会给发送端发送一个窗口更新通知的报文，让发送端设置滑动窗口发送下一轮数据包。

但这个窗口更新通知有可能需要很长时间才能发出，或在网络传输的过程中丢包。所以发送端会等待一个超时重传时间，如果时间到了还没有收到窗口更新通知，就会给接收端发一个窗口探测，让接收端回应此时的窗口大小是多少。

TCP16

7. 拥塞控制

TCP 有了滑动窗口来提升发送数据包的速度，也有流量控制机制来控制发送数据包的速度，但这两者只是解决了通信双方的效率和可靠性。在实际的网络中，存在很多很多的计算机，如果此时网络已经很拥堵，它们在不清楚网络状态的情况下，认为自己或对方的接收缓冲区还绰绰有余，就进行大量的数据发送，就有可能造成网络更加拥堵。

所以 TCP 还需要一个机制，用来控制或缓解多个 TCP 同时通信时造成的拥塞问题，这种机制就是拥塞控制。

7.1 慢启动

所谓慢启动，就是在刚开始通信时，先发送少量的数据，探探网络的拥塞情况，再决定按照多大的速度传输数据。

在这里插入图片描述

但是这种增长是指数级增长，一直按 $2^n$ 增长下去也不合理，且先前提到的窗口大小的概念也没用了。

所以这里还需要引入一个概念，拥塞窗口。在发送数据的开始，将拥塞窗口设为 1 ，发送一个数据包。每接收到一个 ACK 应答，拥塞窗口就增加 1 。在发送新一轮的数据包时，将此时的拥塞窗口大小和接收端反馈的窗口大小作比较，取较小值作为实际发送的窗口大小。

同时，慢启动的中后期增长幅度太大，不能单纯让拥塞窗口加倍。所以这里需要引入一个慢启动的阈值，当拥塞窗口超过这个阈值的时候，拥塞窗口就不再指数级增长，而是改为线性增长。

TCP18

在每次超时重发的时候，慢启动阈值会变成原来的一半，同时拥塞窗口置回 1。少量的丢包，我们仅仅是触发超时重传；大量的丢包，我们就认为是网络拥塞。

7.2 延迟应答

如果接收端在收到数据后立马返回 ACK ，此时返回的窗口大小可能就会比较小（因为接收缓冲区此时还什么数据都没读走），所以 ACK 的时机可以迟那么一会儿。一般延迟应答有两个因素要考虑：

数量限制：每个N个包就应答一次

时间限制：超过最大延迟时间就应答一次

对于数量限制和时间限制，依据操作系统不同而不同，但一般 N 取 2，超时时间取 200ms 。

7.3 捎带应答

接收端不一定需要专门发一个空报头的 ACK 来应答，有时候 ACK 可以搭其他带有数据内容的报文坐顺风车，一起发给发送端。

8. TCP粘包问题

粘包，指的是数据包之间没有明确的边界。

对于UDP来说，由于UDP的报文有明确的长度，数据也是一个一个交给上层的，具有明确的数据边界。即UDP报数据要么是0个、1个、2个，没有半个数据。故使用UDP，无需在应用层解决粘包问题。

但是对于TCP来说，虽然站在传输层角度，TCP报文也是一个一个过来，按照序号排好放在缓冲区中等待读取或发送。但站在应用层的角度，看到的只是一串串连续的字节流，在应用层无法区分哪个部分从哪开始，是一个完整的应用层数据包。故使用TCP，需要在应用层解决粘包问题，规定两个包的边界。

对于定长的数据包，保证每次都按固定大小读取即可。
对于变长的数据包，则需要在包头位置，规定一个包总长度的字段，从而知道整个包的大小；也可以在包与包之间使用明确的分隔符。（如序列化和反序列化）

9. TCP异常情况

进程终止：进程终止会释放文件描述符，也会发送 FIN ，对于TCP来说和正常关闭没有什么区别。
机器重启/关机：正常关闭机器都需要等待操作系统处理善后工作，此时就是操作系统在关闭程序，也有关闭TCP连接的流程，和正常关闭没有区别。
拔网线/死机：这种情况TCP连接就无法走正常关闭流程，没有四次挥手。此时对方端还认为这个TCP连接正常通信，只是我们一直没有给对方发送数据。在TCP协议中，即使双方没有什么通信往来，TCP连接也要保持很久（几十分钟到几个小时）。

但是TCP也内置了一个保活定时器。当对方不再发报文给我们时，会定期询问对方连接是否还在，如果对方没有应答，也会把连接释放掉。

另外，应用层的某些协议，也有一些这样的检测机制。例如 HTTP 长连接中，也会定期检测对方的状态。例如 QQ，在QQ断线之后，也会定期尝试重新连接。

10. 全连接队列

全连接队列是服务器端在TCP连接的三次握手成功后，临时存放已完成连接请求的一个队列。临时存放，直到服务器调用accept() 将连接从队列中提取出来，进行后续的处理操作。

三次握手建立连接的过程和用户是否调用 accept() 无关。实际上，三次握手是 conncet() 发起的，在服务器来不及调用accept()的时候，底层的TCP listen sock允许用户继续进行三次握手，建立连接，连接成功后存储在全连接队列里。

服务器有可能是太忙而没有调用 accept()，当服务器解除忙碌调用 accept() 后，会立马去全连接队列里，将新的 sockfd 提取出来。

每个服务器套接字（每个监听的端口）都有自己的全连接队列，全连接队列并不是无限的，具有一个上限，这个上限就是 backlog + 1。全连接队列的数量由 listen() 的第二个参数 int backlog 决定，全连接队列的节点不能为空（不能一个都没有），所以调用listen()设置全连接队列的数量时，其数量必是 backlog + 1 。

全连接队列不能为空，会增加服务的闲置率，减少给用户提供服务的效率和体验，也不能太长，浪费空间，用户体验不好。

11. 半连接队列

半连接队列，是TCP针对存放TCP三次握手未完成的连接的队列，这个队列里的连接一般只会存在几十秒到几分钟，并不是很重要。

12. 其他

12.1 16位紧急指针

16位紧急指针标识了哪部分数据是紧急数据，而TCP报头中的 URG 标志位标识了16位紧急指针是否有效。16位紧急指针的内容是报文的起始位置的偏移量，标识了从报文开始的多少字节之后是紧急数据。

注意这里的“指针”并不是c语言中的地址，单纯是一个具有指向性的概念。

TCP中的紧急数据只有一个字节。 一般之所以这么小，是因为它通常用来告知对方突然的变更。如应用层在下载文件时，传输层TCP在发送大量的数据包。此时用户突然进行“暂停下载”或“删除任务”操作，携带紧急指针和有效URG的报头就会在接收缓冲区中“插队”进入上层，直接中断传输。

在 recv() 和 send() 函数中，它们的 flag 参数就可以设置为 MSG_OOB（out-of-band，带外数据）进行传输紧急数据。