【计算机网络】传输层协议——TCP(上）_tcp的有效载荷

TCP

TCP协议段格式

TCP报文 等于报头 加 有效载荷
TCP的标准报头长度 整体为20字节

报头的宽度是0-31，表示报头所对应的字节数 (4字节)报文对应的宽度 为0-31
有效的标准报头长度一共 5行，所以 整体为20字节

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选项
如：客户端和服务器建立好了链接，但这个链接长时间不关，并且也不发数据，所以 操作系统 就会使用一定的策略
保证链接在一定时间内自动断开

报头和有效载荷如何分离？

考虑两种情况
第一种 没有选项时
标准报头的长度为20字节，剩下的都是有效载荷

第二种 有选项时
将标准报头长度20字节 与选项大小去掉，剩下的就是 有效载荷

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所以就需要借助4位首部长度，来确定是否存在选项
若不存在选项，则使用第一种方法
若存在选项，则使用第二种方法

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4位首部长度

TCP中存在4位首部长度，占的是4个比特位 (采用的是位段，所以有比特位)
首部长度 基本单位为：4字节
4位首部长度 表示 TCP报头一共有多少4字节对应的行
即整个报头长度的大小

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二进制的取值范围为[0000,1111]，转化为 十进制的取值范围为[0,15]
取值范围乘以4后，变为 [0,60]

由于标准报头长度20字节，所以最终 选项的取值范围是[20,60]
即 选项可从20字节开始，最多到60字节

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若为标准报头，4为首部长度应该填充多少？
假设填充x
x*4=20 x=5 转化为 二进制是 0101

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提取报文的前20个字节(前20个字节一定是标准报头)
在提取首部长度字段
根据首部长度字段* 4 减去20字节
若为0，说明没有选项，报文就是标准报头，直接读取有效载荷即可
若不为0，剩下几个字节，就说明有几个字节的选项，整个报文长度 减去 标准报头以及 选项长度
即可获得 有效载荷

TCP可靠性

确认应答机制的提出

TCP通信时，那些是不可靠的？
丢包、乱序、重复、校验失败、发送太快/太慢
单纯的就是因为 通信双方 距离太远

在这些不可靠的问题中，最核心的就是丢包问题

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如何知道丢包了？
就需要正确理解 确认应答机制

确认应答机制的本质：确认是否丢包
如：给你发个报文，需要对该报文进行确认，只要收到了确认，就认为 发的报文被收到了

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客户端给服务器发了一条消息，可服务器是否收到报文，客户端是不清楚的
客户端为了保证 消息被服务器收到了，就要求 服务器对客户端做应答

虽然无法保证此时的ACK 是否丢失的问题，但是可以保证
只要客户端收到了应答，客户端向服务器发送的数据，对方一定能收到
若客户端收不到应答， 客户端就认为报文丢失

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结论：可靠性是通过收到应答保证的

在TCP中 客户端和服务器端，双方的地位是对等的
如：客户端想给服务器端发消息，服务器端必须应答 ，才能保证客户端给服务器发的消息的可靠性

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序号和确认序号

如果发一个接收一个，效率太低了，所以就采用一次向对方塞满大量数据

这样的话，服务器的每一个报文都要应答

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这样来看效率是提高了，但是会出现两个问题
1. 发送的顺序，不一定是接收的顺序
2. 当服务器收到多个确认的时候， 并不知道哪一个应答，对应哪一个请求报文

为了解决这两个问题， 就需要给报文 带上编号

结论：
TCP报头中必定要包含 序号

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客户端要对众多要发送的报文数据 进行编号

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假设 客户端 给服务器发送一个序号为10的报文 ，服务器给客户端的确认应答中 要有 确认序号
此时的确认序号 为 11

确认序号的含义
确认序号X：X-1之前的报文，已经全部收到了，下次发送请从X编号开始发送

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若在确认应答时，序号10对应的确认序号11丢失了
而确认序号12是应答成功的

确认序号12 表示 11号之前的报文已经全部收到了，下次从12序号 开始发送
就可以告诉 客户端 10序号的数据发送成功了，只是应答丢了

为什么序号和确认序号在不同的字段？

TCP是全双工的，既能读，又能写
看似服务器只做了一个确认应答，实际上 服务器做了两个工作
1.给客户端做出应答，2.给客户端发送数据
被压缩成了一个请求/应答，被称为 捎带应答(提高通信效率)
如：有人问你吃了吗？ 你说吃了，并反问你呢？
两个人各自只张了一次口，通信效率就提高了

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确认应答并不纯粹，在相当大的情况下
确认应答即是对客户端的确认，又携带了服务器给客户端发送的数据
该报文必须要有32位序号，表示 服务器给客户端发送数据时 数据序号的问题
必须要有32位确认序号，服务器对客户端的历史数据的确认

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为了32位序号和32位确认序号同时存在，所以必须要在不同的字段

16位窗口大小

传输层的TCP中包括 发送缓冲区 和 接收缓冲区

在传输层与应用层之间有一个 系统接口
如：send/ write read/recv

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调用系统接口之前，应用层有自己的应用层缓冲区

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如果TCP发送数据时，发送太快， 接收缓冲区很快就满了，报文就会被丢弃掉

虽然说TCP有重传机制，技术上没有问题，但是这样做不合理
因为 这些报文 经过 各种网络资源的转发，已经消耗很多的网络资源了，才到达了目标主机

为了不出现当前情况，让发送方 控制 一下自己的发送速度，这种策略 称之为 流量策略

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接受方 在收到报文时，对每一个 收到的报文 都会进行应答

为了不使 接收方 来不及接收，所以需要将自己的接收能力 告诉对方
如：你回家 你妈给你做了一桌子菜，当你吃饭时，你妈一直给你加菜，直到你吃不动时，就跟你妈说，吃饱了，但如果你妈依旧给你加菜，你肯定受不了

发送方发送的策略，是要受接收方接收的能力 影响的

而接收方的接收能力 取决于 接收缓冲区的剩余空间的大小

每个报文都有应答 以及 自己是知道自己的接收能力的 ，两者合在一起 ，就对应 TCP的16位窗口大小

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客户端给服务器发送消息时，服务器要给客户端做出响应，响应中携带对应的TCP报文，TCP报文中包含TCP报头
报头中包含 16位窗口大小， 会把服务器中 接收缓冲区的剩余空间大小 填入窗口大小中
就根据 16位窗口大小 来决定发送方 还能发送多少数据

6个标志位

每一个标志位在报头中 只占一个比特位

标志位本质

可能存在很多的客户端给服务器 发消息
所有的客户端在任何时刻 都可能发送大量消息

TCP是面向链接的，服务器在收到数据时，这些收到的数据 有相当一部分是链接请求
当通信完成时，可能会断开链接，此时客户端要给服务器发送一些断开链接的请求

在建立链接之后，断开链接之前，客户端要给服务器 正常的数据通信

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绿色建立链接 蓝色发送消息 红色断开链接
服务器在同一时刻 会收到各种各样的报文请求，报文之间是不同的

如：你是一家餐厅的老板，在餐厅中有各种各样的人，有的人是来吃饭的，有的人是来找人的，有的人是来拿外卖的
你每天都会面对各种各样不同的人，这些各种各样不同的人是你观察到的现象
来吃饭的，会进行推荐店里最好吃的东西
来找人的，就会询问是什么样子的

不同的人 来到店里 提供不同的处理动作
你把人划分成不同的类型，所以 报文也是有类型的

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标志位的本质就是 标识不同类型的报文，所以服务器就会有不同的处理动作

具体标志位

ACK：该报文 是一个确认应答报文，可能会携带数据 (捎带应答)

SYN：是一个连接请求的报文 (三次握手)

FIN： 是一个连接断开的请求报文 (四次挥手)

这三个后面会详细说

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PSH

催促对方，让对方尽快将接收缓冲区的数据 向上交付

如：当你正在写作业，你的爸爸过来催促你，让你赶紧做
所以每一个人在完成一件事情时，在一定的情况下，别人会催促你，让你尽快把一件事情做成

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同理，客户端给服务器发送消息时， 服务器要给客户端做出应答，
通告客户端 ，服务器中的接收缓冲区的剩余空间的大小，使客户端进行 流量控制

若服务器的TCP报文 在的 窗口大小为0， 则客户端就不能发送数据了
所以客户端就需要 定期给服务器 发送一些询问报文(不携带数据)
客户端就会确认应答，同时也会告知对应的 窗口大小依旧为0

客户端再次发起询问报文，就可以将自己对应的PSH置为1
表示让服务器中的应用层赶紧把接收缓冲区的内容取走，把接收缓冲区的空间腾出来，以方便客户端发送数据

RST

TCP三次握手时，需要进行三次报文交互，不一定能握手成功
但握手成功了，一定是经历了三次握手

当客户端 与服务器 进行链接时，双方都认为有链接，服务器端因为一些原因 而释放了对应的链接
而客户端还不知道，客户端还会一直维护这个链接

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过了一会，服务器又把对应的网线插上了，客户端又向服务器发起请求
服务器并没有接收到 获取到三次握手的任何细节，所以服务器意识到客户端的链接是异常的

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所以服务器就会给客户端发送 一个 RST置为1的TCP报头
当客户端接收到 当前报头时，将自己老的链接释放掉，再重新发起三次握手

RST 全称 为 reset，作用为 对链接进行重置

URG

紧急指针标志位

TCP本身包含了序号，就可以将TCP报文按序号排序，就可以按序号由小到大入队列，这样就保证上层拿到的数据是有序的

若报文中携带了特殊数据，让接收方将特殊数据插队处理，就需要使用URG标志位

作用为：告诉接收方， 当前报文中的有效载荷里面 有紧急数据存在的，并且16位紧急指针是有效的
(大部分情况下 16位紧急指针是无效的)

若URG被置1，则表示报文中包含了紧急数据

16位紧急指针 本质为 一个偏移量，紧急数据(只有1个字节) 在有效载荷中的偏移量

超时重传机制

若主机A向主机B发送消息，是有可能造成丢包的，但如何知道丢包呢？
在特定的时间范围有没有收到应答，若收到应答，则说明收到了
若没收到应答，则说明报文在网络中丢失了

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主机A收不到应答的情况 分为两种

第一种：
虽然主机A给主机B发送数据，但主机B没有接收到数据，所以主机B就不会应答
所以主机A在等待一段时间后，就会把对应的数据重发一次
这个重发的过程就叫做 超时重传

TCP发送数据时，必须把暂时没有得到反馈的数据 维护一段时间，支持超时重传

最理想的情况下，找到一个最小的时间， 保证 确认应答一定再这个时间内返回
若超时时间设置太长，会影响整体的重传效率
若超时时间设置太短，有可能会频繁发送重复的包

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第二种：

主机A给主机B发送数据时，主机B接收到了数据，但是应答丢失了
主机A在特定时间内若没有收到对应的应答，主机A会重新再发送对应的数据
主机B有可能收到 重复报文
就需要主机B进行对应报文的去重