Inside TCP/IP 读书记录

把一些笔记转到blog上来，以免丢失。

中文RFC：www.cnpaf.net

-----------------------Chapter 1 概述----------------------------------


当前的以太网已经从总线型改为了（以集线器和交换机为核心的）星型网络。




TCP传给IP的数据单元称作TCP报文段或简称为TCP段（TCP segment、报文段）。IP传给网络接口层的数据单元称作IP数据报(IP datagram)。通过以太网传输的比特流称作帧(Frame)（数据帧）。
以太网数据帧的物理特性是其长度必须在46～1500字节之间。（数据部分）


大多数TCP/IP实现给临时端口分配1024～5000之间的端口号。大于5000的端口号是为其他服务器预留的（Internet上并不常用的服务)






---------------------Chapter 2 数据链路层-------------------------------
以太网的IP数据报封装格式是在RFC894中定义。IEEE802的IP数据报封装格式是在RFC1042中定义。
两种格式长度相同，但内部数据区结构不同。


以太网数据帧的最小长度为60字节，若包括以太网帧尾还要再加4字节为64字节。
以太网封装（rfc894）= 6byte目的地址 + 6byte源地址 + 2byte类型 + 46-1500byte数据 + 4byte以太网帧尾CRC。


Internet主机必须能够发送和接收RFC894（以太网）封装格式的分组。
硬件地址一般为48bit（6字节）。
ARP和RARP完成对32bit的IP地址和48bit的硬件地址进行映射。


PPP协议用于改进SLIP协议，最终会代替SLIP。
PPP用在串行链路上的通信，支持多协议（封包格式），带校验（CRC）。 PPP协议帧。


MTU：网络链路层特征。
以太网（1500字节）和IEEE 802（1492字节）对数据帧的最大长度有限制。这个特性称为MTU。
有时（以太网、s令牌环、802等）（可能）是物理特性，有时（PPP、SLIP）是逻辑限制（为得到足够快的响应时间）。
路径MTU：两台主机通信时，路径上的最小MTU。


以太网MSS为1460字节。802.3的MSS为1452字节。








-----------------------------------------Chapter 3 IP-----------------------------------------
IP层提供不可靠、无连接的服务。
1、不可靠：不保证IP数据报能成功到达目的地。如果网络层上的某个路由器缓冲区用完，IP会丢弃数据报，发ICMP消息给信源端。由上层（传输层或应用层）自己负责可靠性。
2、无连接：不维护任何关于后续数据报的状态信息。（无状态）。每个数据报的处理是相互独立的。（数据报的到达不是有序的）。




每个IP数据报都进行独立的路由选择？？？？？？




IP首部（基本字段共20byte） = 
4bit版本号 + 4bit首部长度（32bit的数目） + 8bit服务类型 + 16bit总长度
+ 16bit标识 + 3bit标志位 + 13bit片偏移
+ 8bit生存时间（TTL） + 8bit协议 + 16bit首部校验和
+ 32bit源IP地址
+ 32bit目的IP地址
+ 可选项（也算首部的内容）
+ 数据


首部长度：标示有几个32bit。所以首部最大可以有32bit*15=60字节。
TOS：包含最小时延、最大吞吐量、最高可靠性、最小费用。
总长度：整个IP数据报的字节数。结合首部长度，可以确定数据开始位置和长度。16bit决定了ip数据报最长为65535字节。
标识字段：发送序号？？？
TTL：设置数据报可以经过的最多路由器数。源主机设置，通常为32或64。每经过一个路由器减1。当值为0时，数据报丢弃，发送ICMP报文通知给源主机。


首部校验和：
只是对首部的校验和，不覆盖数据部分。 但ICMP、IGMP、tcp、udp首部中的校验和覆盖首部和数据部分。
校验和验证失败时，丢弃数据报，但不发送差错报文，由上层发现报文丢失并重传。


校验和算法：对每个16bit进行二进制反码求和。（发送方计算时，对校验和本身所在bit位，先置位0，再计算；接收方计算时，直接对所有16bit位计算，则结果应该全为1。）
ICMP、IGMP、UDP和TCP都采用相同的检验和算法。


IP中的可选字段：（作用）
记录路径（路由器IP）、时间戳（路由ip和时间）、源站选路（宽松、严格）、安全和处理限制（军用）
可选字段以32bit作为界限（IP首部长度以32bit整数倍计算）。




保留IP：
A类：10.0.0.0--10.255.255.255
     127.0.0.0--127.255.255.255
B类：172.16.0.0--172.31.255.255
C类：192.168.0.0--192.168.255.255


地址分类：
A类：0.0.0.0-127.255.255.255       0
B类：128.0.0.0-191.255.255.255 10
C类：192.0.0.0-223.255.255.255 110
D类：224.0.0.0-239.255.255.255 1110
E类：240.0.0.0-247.255.255.255 11110








----------IP路由选择---------


IP层既可以配置成路由器功能，也可以配置成主机功能。
大多数用户系统都可以配置成一个路由器。
IP层在内存中有一个路由表。


路由表项：
1、目的IP地址（主机地址或网络地址）
2、下一站路由器IP或直接连接的网络IP地址
3、标志位（其一指明目的IP地址是网络地址还是主机地址；其二，指明下一站路由器IP是路由器还是直接连接的网络接口）
4、网络接口


路由选择功能：（搜索路由表）
1、寻找与目的IP地址完全匹配的表目（网络号和主机号都匹配）。
2、寻找与目的网络号相匹配的表目。
3、寻找标为“默认”的表目。


如果以上路由过程都失败，则向生成数据报的引用程序返回一个“主机不可达”或“网络不可达”的ICMP差错报文。




为一个网络指定一个路由器，而不必为每个主机指定一个路由器。
Internet上的路由器的路由表中一般只有几千个表目。




子网编码：（因为给A类和B类网络地址的主机号分配了太大的空间。）
IP地址分为网络号和主机号，主机号又分为子网号和主机号。
使用子网号可以减少路由表目。（因为NIC上登记的IP地址才在Internet路由表中存在。nic中只能申请网络号。）




主机在引导时，需要配置IP地址。还需要知道哪些位是子网号和主机号。


子网掩码：
网络号和子网号bit为1，主机号bit为0。通常使用十六进制表示。比特掩码。


给定IP地址，通过IP地址类型、子网掩码，可以确定一个主机所在网络的结构。（网络号+子网号+主机号）。










网络字节序： （big endian）
以32bit数据为例，最高位在左边记为0bit，最低位在右边记为31bit。网络传输时，先传送高字节（0-7bit）。






-----------------------------------------Chapter 4 ARP-----------------------------------------


地址解析：实现IP地址和数据链路层地址的映射。
链路层地址只在同一广播域中有效。以太网中，只在同一IP网段有效。
ARP把IP地址映射为硬件地址（48bit）。


ARP是以太网环境下的地址转换机制。


以太网和局域网的关系？？？？？ 以太网只是一种局域网组网方式。还有令牌环网等。
ARP只是局域网内主机通信所需要的协议？？？？
局域网内主机间的通信，不需要IP地址。？？？？


ARP请求在其所在的局域网中广播，询问哪个主机有这个IP地址。但应答不是广播的，是直接回复给询问者的。
ARP应答包含IP地址和其硬件地址。


点对点链路不使用ARP。在设置链路时，把每一端的IP地址告知给内核。




ARP数据帧（42字节） = 以太网首部（14byte） + ARP请求（应答）（28byte）;
以太网首部 = 以太网目的地址（6byte）+ 以太网源地址（6byte） + 帧类型（2byte）
ARP请求（应答） = 硬件类型（2byte）+ 协议类型（2byte）+ 硬件地址长度（1byte）+ 协议地址长度（1byte）+ 
op（2byte）+ 发送端以太网地址（6byte）+  发送端IP地址（4byte）+ 目的以太网地址（6byte）+ 目的IP地址（4byte）




只有ARP的应答收到后，（即得到目标的物理地址后），TCP的SYN报文才会发送。


一个数据报要发给远程主机（非局域网内部），是否也要ARP？？？ 中间链路上（源和目标的路由器之间）用ARP吗？？？


ARP高速缓存的有效时间为20min。不完整的表项（目标主机不存在）有效时间为3min。
系统收到arp请求(或发送arp应答）时，会把请求端的IP和硬件地址放入缓存。
当收到免费ARP请求时，会自动更新到缓存。




ARP代理（委托ARP）：ARP请求从一个网络发往另一个网络，连接这两个网络的主机就可以回答该ARP请求，就是ARP代理。
代理ARP的使用一般是使用在没有配置默认网关和路由策略的网络上的。 
如果主机配置了默认网关，若ARP请求查询的对象在局域网外，则该查询任务交给网关处理。
代理ARP只是解决跨局域网地址查询的一种方法。使用默认网关是主流方法。


主机只会向其子网内的主机发ARP请求（局域网广播）。
ARP请求以广播的方式发出，被路由器限制在局域网之内。（路由器默认不转发广播）。
主机没有配置路由信息的情况下，才会把对外网IP的查询在子网内广播。
当对外网IP的查询进行广播时，如果路由器支持代理ARP，并且目标IP在路由器的路由表中，则路由器以目标IP和自己的MAC地址回复该查询。
如果要查询的IP地址在主机（网络接口）的子网内，则向子网内发ARP请求的广播。如果要查询的IP地址不在其子网内的，则去查路由表，而不会再发ARP广播。
如果主机没有配置路由信息（默认路由、默认网关），则无法分清哪些IP是外网的，所有MAC地址查询都会进行ARP请求。




免费ARP： 查询自己IP的ARP请求。一般发生在系统引导过程中。




主动端每发送一个IP数据报都要发一个ARP请求并等待应答吗？？？ 不是。在局域网内部发送数据时才需要arp。


路由器之间会传递ARP请求吗 ？？？？？




------------------------------------------Chapter 5 RARP--------------------------------------


RARP使用于无盘系统引导阶段。


RARP协议和ARP协议的格式相同。帧类型、op等字段不同。


RARP请求以广播方式发送，RARP应答以单播方式发送。


RARP服务器的功能由用户进程提供，不是内核的TCP\IP实现的一部分。
RARP服务器的实现与系统相关。






------------------------------------------Chapter 6 ICMP---------------------------------------


ICMP通常被认为是IP层的一部分。


ICMP数据报 = IP头部 + ICMP报文
ICMP报文 = ICMP报文头 + 内容
ICMP报文头（必含的8个字节） = 8bit类型 + 8bit代码 + 16bit校验和（必选） + 32bit类型相关数据（未用时必须为0）（但对设置不可分片的IP数据报产生的不可达差错报文中可以把路由器的出口MTU写在低16位中。）
但ICMP报文头里只有前4个字节是相同的。


ICMP的校验和是必须的。
icmp报文分：查询报文和差错报文。
差错报文包括：产生差错的IP数据报的首部（包含任何选项，不一定20字节）、产生差错的IP数据报内容字段的前8个字节（对tcp是源端口+目标端+发送序列号；对udp是源端口+目标端口+udp长度+校验和）。


路径MTU发现：设置不可分片标记时，在需要分片的路由器位置产生不可达差错报文，会把路由器的出口MTU写在ICMP第二个四节的低16上。（ICMP不可达差错报文通常使用8个字节的ICMP报文头。）


对IP数据报，路由器缓存用完，则IP层丢弃该数据报，然后发送ICMP数据报给信源端。








不产生ICMP差错报文的情况：
1、icmp差错报文本身。
2、目标地址为广播、组播地址ip数据报。
3、用在链路层广播的数据报。
4、不是第一个分片的ip数据报。
5、源地址不是单个主机地址的数据报。（如零地址、环回地址、广播地址、多播地址）。




以太网首部为14字节。
广播的接收者包括发送者本身。
ICMP报文是在主机之间交换的，不用端口号。




握手的过程会有icmp差错报文吗？？？
不可达差错对tcp和udp都有效吗？？？


用户进程如何接收到ICMP差错报文？？？
生成端口不可达差错是否为必须？？？


UDP协议时，对socket端口进行connect，可以接收ICMP差错报文。？？？


ICMP报文需要内核处理的，那么内核直接处理。（也可能发送ICMP报文的拷贝给用户进程。）
ICMP报文需要用户进程处理的，会传送给所有内核中登记的用户进程。












-----------------------------------------Chapter 9 IP选路--------------------------------------












------------------------------------------Chapter 11 UDP---------------------------------------


UDP首部只有8个字节。（tcp有20字节）
UDP头 = 16bit源端口 + 16bit目标端口
+ 16bitUDP长度（头和数据） + 16bitUDP校验和


tcp端口号和udp端口号是相互独立的。？？？只是说tcp数据包只会传给tcp，udp数据包只会传给udp。在ip层就区分开了。
根据业务的需要，两种协议也会选择同一个端口号。


udp的校验和是可选项；tcp的校验和是必选项。
tcp和upd的校验和都覆盖其头部和数据。IP首部的校验和只覆盖IP首部。
如果接收端发现校验和（IP层、UDP层）有错，就直接丢弃数据报而不产生差错报文。
如果发送的校验和为0，则说明发送端没有计算校验和。如果有，接收端必须进行校验。




UDP数据报在链路上传输时，有被路由器等设备修改的可能。所以需要校验和。




UDP数据报和TCP段都包含一个12字节的伪首部。是为计算校验和而设置。 算长度时算在哪里了？？？只是为了计算校验和，不传送。


校验和：16bit字（反码）相加。所以，无法区分出数据报中16bit字交互位置。


数据链路层的CRC检验和tcp或udp校验和，都是简单的校验和，不能检测出所有可能的差错。




udp数据报有分片的需求。tcp段通常没有分片需求（mss小于等于mtu）。
在路径的任何路由器上都可能出现对IP数据报的分片。
IP数据报被分片后，只有到达最终目的地才进行组装。
分片和组装发生在IP层，对上层（tcp、udp）透明。


发送一个大于MTU的数据报，但设置“不分片”标志，会收到ICMP差错报文。（应用层如何知道？？？）


一个UDP数据报被分片后，如有一个分片（IP数据报）丢失，就需要重传整个UDP数据报。
IP层本身没有超时重传机制。而且起始端也不知道中间路由器如何分段的。（TCP有超时和重传，UDP没有。）


UDP数据报被分片后，UDP头部只出现在第一个分片中。


IP数据报指IP层端到端的传输单元（分片前和重新组装后）。（因为分组和重装都是在IP层完成，对上层透明。)
分组是在IP层和数据链路层之间传递的数据单元。
一个分组可是一个完整的IP数据报，也可以是IP数据报的一个分片。
分组也是以一个IP数据报的形式传送的。？？？ 第一个分片是结构完整（ip头+udp头+数据）的IP数据报，其余的是缺少UDP头部的IP数据报。（如果是tcp，则缺少tcp头部。）




ICMP不可达差错（需要分片）：
可用来进行路径MTU发现。


采用UDP的路径MTU发现：
IP定时器周期性（30s或更大间隔）把DF置1，以查看路径MTU是否增大了。




ICMP组装超时差错：在目标端重新组装数据时出错或超时。


UDP的接收端在接到一个分片后，会启动一个定时器（30s或60s），如果在定时器超时时，数据报的分片没有全部到达，则丢掉这些数据报分片。但许多实现不产生ICMP组装超时差错。所以，一个数据报太大而造成分片太多时会增加无法送达的风险。


tcpdump: frag 74942:512@1024+) 
74942代表IP数据报序号；512表示当前的分片的长度；1024代表当前分片对原始IP数据报首位置的偏移量；+表示还有更多分片。


UDP数据报长度：应用程序数据一般限制为512字节。
应用程序读取数据报发生截断时，有些实现(Berkeley)丢弃剩余部分，有些实现(SVR4)不丢弃可继续读。


ICMP原站抑制差错：
当接收端（包括路由器）的接收缓冲满时，可能（不是必须）会发送ICMP原站抑制(source quench)差错。
新的RFC认为路由器不应该产生原站抑制差错报文。




IP_RECVDSTADDR


每个UDP端口都有一个输入队列。


1、应用程序不知道输入队列溢出。
2、udp丢弃数据报时，不告知客户端。（无icmp差错报文）。
3、UDP输出队列是FIFO的。






一台机器上的多个服务器（进程）可以使用不同的IP和相同的端口号，但后面（第二个开始）启动的服务器必须指定SO_REUSEADDR告知系统。
一台机器上的多个服务器（进程）要使用相同的IP和相同的端口号，则需要同时指定SO_REUSEADDR和SO_REUSEPORT（从第一个启动的服务器开始）。（只用于UDP多播？？？）（有人测试没有使用SO_REUSEPORT也没影响。？？？）


一个进程绑定不同的ip，相同的端口，到多个socket上，需指定SO_REUSEADDR。




SO_REUSEADDR可以用在以下四种情况下。
(摘自《Unix网络编程》卷一，即UNPv1)
1、当有一个有相同本地地址和端口的socket1处于TIME_WAIT状态时，而你启动的程序的socket2要占用该地址和端口，你的程序就要用到该选项。
2、SO_REUSEADDR允许同一port上启动同一服务器的多个实例(多个进程)。但每个实例绑定的IP地址是不能相同的。在有多块网卡或用IP Alias技术的机器可以测试这种情况。
3、SO_REUSEADDR允许单个进程绑定相同的端口到多个socket上，但每个socket绑定的ip地址不同。这和2很相似，区别请看UNPv1。
4、SO_REUSEADDR允许完全相同的地址和端口的重复绑定。但这只用于UDP的多播，不用于TCP。








------------------------Chapter 15 TFTP:简单文件传输协议----------------------


TFTP是一个简单的协议，适合于只读存储器，仅用于无盘系统进行系统引导。它只使用几种报文格式，是一种停止等待协议。


最初用于引导无盘系统。
基于UDP。要处理分组丢失和分组重复。 


支持netascii和octet模式文件。默认使用netascii。




5种TFTP报文格式：
1、操作码（1=RRQ/2=WRQ）（2byte）+ 文件名（nbyte）+ 0（1byte）+ 模式（nbyte）+ 0（1byte）
2、操作码（3=date）（2byte）+ 块编号（2byte）+ 数据（0-512byte）
3、操作码（4=ACK）（2byte）+ 块编号（2byte）
4、操作码（5=error）（2byte）+ 差错码（2byte）+ 差错信息（nbyte）+ 0（1byte）


停止等待协议。
特别之处： 服务器收读写请求报文是在TFTP的熟知端口（69），而回复数据是使用新的端口。






------------------------Chapter 17 TCP:传输控制协议---------------------------


tcp提供可靠性的方式：
1、应用数据被tcp分隔成合适大小的块，传输过程中数据报长度保持不变（与udp不同）。
2、超时重发。
3、收到数据后，发确认。（但不立即发确认，推迟200ms后确认）。
4、带校验和。(强制的。udp的校验和是可选的。）
5、TCP会对收到的数据重新排序，以便把有序的数据交给应用层。 IP数据报可能无序到达，所以TCP报文段也可能无序到达。
6、TCP会丢弃重复报文段。（IP数据报会重复）。
7、TCP提供流量控制机制。






TCP首部 = 源Port（16bit）+ 目标Port（16bit）
+ 发送序号（32bit）
+ 确认序号（32bit）
+ 首部长度（4bit）+保留位（6bit）+ 标志位（URG + ACK + PSH + RST + SYN + FIN）(各1bit) + 窗口大小（16bit）
+ 校验和（16bit）+ 紧急指针（16bit）
+ 选项（一般不存在）


TCP报文段 = TCP首部（20字节） + TCP数据
IP数据报 = IP首部（20字节） + TCP报文段






TCP段中的发送序号：tcp连接对持续发送字节流的每个字节进行计数，其值标记tcp报文段第一个数据字节在整个字节流中的序号。 
TCP报文段的序号还是字节流中字节的序号？？？ 字节序号
syn的初始序号（ISN）怎么算？？？  （系统初始化为1，每4ms加1，每个连接的可获取到的ISN不同。每次建立一个连接ISN加64000。） 


TCP段中的确认序号：是接收端给发送端的，指明接收端期望下一个收到的报文段的序号。（发送序号 + 1）


TCP传输是全双工的。两个方向上的发送序号独立。


TCP的确认序号，不能选择确认，只能按序确认。而且不能对错误的报文段进行否认。


MSS(Maximum Segment Size)在可选字段中。连接方在通信的第一个报文段（为建立连接而设置SYN标志的那个段）中指明MSS。






--------------------------------------Chapter 18 TCP连接的建立和终止----------------------------------------


nastygram 圣诞树分组


主动连接（打开）端发SYN，被动连接（打开）端发SYN+ACK。主动端再发一个ACK。完成连接。


主动断开方发FIN+ACK，被动断开方发ACK，完成一个方向的连接断开。另一个方向的断开过程相同。
为何断开连接时，被动断开端要先ACK，而没有使用FIN+ACK一个报文段完成确认和断开？？？ tcp连接是全双工的，所以每个方向必须单独地进行关闭。可能此时被动断开端还有需要向主动断开端发送数据，所以不能在收到fin后同时关闭写连接。




握手（连接建立）过程只需不到0.01s。
握手时，syn包超时，再次发syn包的间隔会越来越大。（如第一次为5.8s，第二次为24s，然后48s后超时。非精准数据）
大多数伯克利系统将建立一个新连接的最长时间限制为75s。（TCP连接超时的定时器为500ms。）




socket api close() 是同步过程吗？？？ 
close()只能断开一个方向的连接吗？？？ 断开两个方向上的连接。 
shutdown()可以指明只断开一个方向上的连接。另一个方向上的连接还可以继续发送数据。
close()是指明了不接收对端再写数据了，以及对端写缓冲区里的数据都要被丢弃吗？？？ ？？？


FIN的ACK包、SYN的ACK包都是系统自己产生，不需要程序员处理。
SYN_RCVD状态时，收到RST，会再回到LISTEN状态。




MSS（Maximum Segment Size)表示TCP传往另一端的最大块数据的长度。不包括tcp头和ip头。
MSS只能出现在SYN报文段中。如果一方不接受来自另一方的MSS值，则MSS就定为默认值536字节。（MTU值 - IP头长度 - TCP头长度）
以太网MSS为1460字节。802.3的MSS为1452字节。BSD系统要求MSS为512的倍数。
握手时，两个主机只知道自己出口的MTU，并不知道路径上的MTU。所以如果路径上MTU小于两个主机自己报的MTU（MSS+40），仍然会出现重新分段。 ？？？是的。
mss只能在SYN包中指定。
mss不包含ip头和tcp头大小。mss = 外出接口上的MTU - IP头 -TCP头。
如果目的IP地址为非本地，则mss通常选默认值536。
每个peer知道自己外出接口上的MTU，但不知道路径上的MTU，若路径上的mtu小，仍可能出现分包现象。




MSL：tcp报文段的最大生存时间。通常为2分钟。
TTL：IP数据报的最大生存时间。使用跳数，不是定时器。


TIME_WAIT：用于防止fin的最后一个ACK（主动关闭方发出的ack）丢失重传时出现混淆。只有主动关闭的一方才会进入这个状态。
同时，会导致这个连接（五元组）在2msl内不可用。伯克利tcp，强制在2msl内，本地端口不能再被使用。








RST：


UDP协议发包时，对端port不可用，会产生ICMP报文。 TCP协议连接时，对端port不可用，会产生RST包。


Socket API 通过“linger on close”选项（SO_LINGER）提供连接异常关闭的能力，即发送RST包，（丢弃缓冲区里的待发送数据）。


接收到RST报文段的一端，直接断开连接，通知应用层复位，不进行确认（ACK）。


如果so_linger设置了超时时间，对非阻塞的fd，closesocket是否会阻塞？？？？






TCP连接使用keepalive选项，可以帮助发现半打开（half-open）（比如一端突然断电、拔掉网线重启程序）的连接。


对于半打开连接发出的数据报，TCP的处理原则是接收方以复位（RST包）应答。




同时打开：
每一方必须发送syn，且这些syn必须传递给对方。（这需要每一方使用对方知道的地址和端口）。


同时关闭：
两端各发一个fin，都进入fin_wait_1状态。收到对端的fin后，发ack，并进入closing状态。各自收到ack后，进入time_wait状态。




只有处于LISTEN状态的进程能接收SYN报文段。而只有处于ESTABLISHED状态的进程能接收数据报文段。




backlog：积压值。即连接队列的长度（BSD上与长度不一致），取值0-5，通常使用5。
已被TCP接受（已完成三次握手），而等待被应用层接受的最大连接数。 与最多连接数、并发处理的客户数无关。
被tcp接受的连接，加入连接队列；应用层接受该连接后，从连接队列中取出。




主动打开是通过connect完成的吗？ connect返回，表示三次握手完成吗？ 这时候被动打开方的应用层是否已经接受了连接（即应用层是否知道新连接）。
三次握手完成，connect就返回。此时，可能应用层还未接受连接（accept），但connect发起端已经可以发送数据了。
对客户端而言，三次握手完成，就表示主动打开成功。






当服务器握手完成，服务器的应用层没有接收（还不知道）这个新连接时，服务器的tcp仅将收到的数据放入缓冲区。


如果服务器的连接队列满，服务器将不再处理syn包，也不发回rst包。客户端的主动打开会超时。
如果服务器程序未启动，客户端会收到rst。


TCP服务器无法使客户进程的主动打开失效。因为三次握手完成后，客户端的主动打开就算成功了。而服务器端是在应用层拿到这个新连接后才能知道客户端的ip和port，这时候连接已经被服务器的应用层接受了，要想拒绝就只能关闭了（发fin or rst)。




-------------------------------------------Chapter 19 TCP的交互数据流------------------------------------------------


捎带ack的发送方式：
等待200ms（内核计时，和接收时间无关）再发送ack，尽量把ack和下一个包合并（如放在push的数据包中）。
经受时延的ack。
Nagle算法：
tcp连接上最多只有一个未被确认的分组，在收到ack包之前，累积数据，收到ack包之后，发送缓冲区使用一个tcp报文段，把累积的数据发送过去。是累积发送的一种方式。
TCP_NODELAY可以关闭Nagle算法。（设置PUSH标志也是这样的作用。）




-------------------------------------------Chapter 20 TCP的成块数据流------------------------------------------------


窗口更新：
当接收端缓冲区满后，通告给发送端停止发送；但等接收端缓冲区内的数据被读出（全部？不需全部，只要被应用层部分读出）后，接收端会再给发送端发ack包通告滑动窗口张开。
许多TCP实现在窗口大小增加了两个最大报文段长度（2MSS）或者最大可能窗口的50%时发送这个窗口更新。


对以太网而言，默认的4096字节并不是最理想的大小，将两个缓存增加到16384个字节可以增加约40%左右的吞吐量。


4.4BSD默认发送和接收缓冲区大小为8k或16k。




慢启动算法需要在客户端增加一个拥塞窗口（cwnd）。 一次连续发送拥塞窗口大小(初始化为1mss)的数据包，每确认（ack）一个，窗口大小增加一个，从而实现指数增长。
拥塞窗口是发送方使用的流量控制；通告窗口是接收方使用的流量控制。


使用带宽时延乘积衡量网络管道的容量。


紧急方式发送的数据不是带外数据。（ie：被通告窗口为0时，可以使用紧急方式发送数据给接收端。）


使用紧急报文来指明紧急数据的开始（紧急状态开始）。紧急指针指向紧急数据结束位置（紧急数据的最后一位）。数据里（部分）带有紧急数据，则需要指明URG字段为1；一旦不在该包数据区间里，则URG置0，紧急状态结束。 
紧急数据必须放置在报文数据的开始位置？？？




tcp为应用层提供的是有序数据，如果出现丢包，应用层无法读到失序的数据？？？？？丢包则后续数据未被确认。








-------------------------------------------Chapter 21 TCP的超时与重传-------------------------------------------------




指数退避（exponential backoff)


如果正常连接被断开网线，数据会多次重传，并最终在大约9分钟时放弃（RST链路）。对大多数实现，这个时间是不可调整的。


RTO（Retransmission TimeOut): 重传超时时间。在RTT的基础上进行平滑算法所得。RTT估计器。上限为64s。
RTT（Round Trip Time)


重传多义性问题： 
Karn算法：在一个超时和重传发生时，在重传数据的确认达到之前，不能更新RTT估计器。


快速重传：
伯克利TCP对收到的重复ACK进行计数，当收到3个重复的ack，则认为该报文段丢失并重传这个报文段。
快速重传：
当一个序号的push包被确认（ack）后，又连续收到3个确认（ack）该序号的包，则认为以该序号开始的包丢失，立即重传这一个包。这就是Jacobson的快速重传算法。
在重传后，不需要等待接收方确认重传，发送方继续正常的发送数据。


慢启动算法是在一个连接上发起数据流的方法；拥塞避免算法是一种处理丢失分组的方法。是两个目的不同的独立算法。在实际中，两个算法通常一起实现。
两个算法需要对每一个连接维持两个变量：一个拥塞窗口（cwnd）和一个慢启动门限（ssthresh）。
算法工作过程：
1、对于一个给定连接，初始化cwnd为1mss，ssthresh为65535字节。
2、发送数据量不能超过min(cwnd, 通告窗口大小）（即为当前发送窗口）。
3、当拥塞发生时（超时或收到重复ack），ssthresh设置为当前发送窗口大小的一半（但最少为2mss）。如果是超时引起拥塞，cwnd设置为1mss（慢启动）。
4、当收到新的ack时，增加cwnd大小。增加方法：if(cwnd <= ssthresh) 进行慢启动；else 进行拥塞避免。


拥塞避免：
是发送方使用的流量控制；通告窗口是接收方使用的流量控制。
在cwnd达到ssthresh之前，每收到一个确认（ack），cwnd增加1，同时多发送一个push。这就是慢启动阶段。
当cwnd达到ssthresh大小时，每收到一个确认（ack），cwnd增加1/cwnd，（即一个rtt时间，cwnd增加1）。这就是拥塞避免阶段。




（超时重传和丢包重传）：


一、TCP认为网络拥塞的主要依据是它重传了一个报文段。TCP对每一个报文段都有一个定时器，称为重传定时器(RTO)，当RTO超时且还没有得到数据确认，那么TCP就会对该报文段进行重传，当发生超时时，那么出现拥塞的可能性就很大，某个报文段可能在网络中某处丢失，并且后续的报文段也没有了消息，在这种情况下，TCP反应比较“强烈”：
1.把ssthresh降低为cwnd值的一半
2.把cwnd重新设置为1       （慢启动）
3.重新进入慢启动过程。
二、其实TCP还有一种情况会进行重传：那就是收到3个相同的ACK。TCP在收到乱序到达包时就会立即发送ACK，TCP利用3个相同的ACK来判定数据包的丢失，此时进行快速重传，快速重传做的事情有：
1.把ssthresh设置为cwnd的一半
2.把cwnd再设置为ssthresh的值(具体实现有些为ssthresh+3)  （快速恢复）
3.重新进入拥塞避免阶段。




注意，冗余ACK是不能捎带的。




拥塞避免是发送方使用的流量控制，通告窗口是接收方进行的流量控制。
4.3bsd reno上慢启动总是被执行。


拥塞避免时，慢启动窗口加数增长。每经过一个RTT，cwnd加1。 一个RTT如何确定？？？从一个包发出，到收到该包的ack，这个时间段为rtt。


慢启动过程中，当cwnd达到ssthresh的大小时，慢启动结束，同时进入拥塞避免。拥塞避免过程中，cwnd线性增长（一个rtt，加1）到发送超时，cwnd置1，ssthresh减为当前发送窗口一半（最小为2mss）。这时cwnd < ssthresh，再次进入慢启动过程。重复前面的过程。


ssthresh（慢启动阈值），表明估计拥塞窗口达到这个值时可能要出现拥塞了。所以此后就加法增大cwnd。




分组丢失的两种标识： 
1、发生超时。
2、收到重复的确认。




如果由于报文段的重新排序而发送重复的ack，则重复ack个数只可能有1-2个。 ？？？


快速重传：
当出现拥塞时（3个重复ack），不需等待发送超时，直接重传丢失的报文段，这就是快速重传。同时也进入拥塞避免。


快速恢复：
在出现拥塞之后，再收到重复ack，说明接收端收到了新的失序数据，并成功收下了。此时，cwnd线性增加（每收到一个重复ack，增加1）。这样丢失的报文段之后发送的报文段就能继续有效。一旦快速重传发送的报文段被确认（收到ack），那么从丢失报文到第一个重复ack之间的报文段都有效。这就是快速恢复。




ICMP差错：
TCP能够遇到的最常见的ICMP差错就是源站抑制、主机不可达和网络不可达。
当收到原站抑制时，引起cwnd置为1，进入慢启动。
当发生主机不可达或网络不可达时，不必关闭连接。通常需要重新查找路由。




发生超时重传时，tcp可能不是发送最初的分组，而包含了后续数据，重新分组，以尽可能大（1mss内）的分组把数据发出去。






--------------------------------------------Chapter 22 TCP的坚持定时器------------------------------------------------


接收ack的一方不对ack报文进行确认。 所以，用于窗口更新的ack报文丢失，会造成一直等待而连接终止。所以需要窗口探查。


窗口探查：发送方周期性地向接收方查询窗口是否张开（变大）。


当收到通告窗口为0时，启动坚持定时器。窗口打开后，坚持定时器关闭。
坚持定时器使用TCP指数退避。超时时间指数增大，直至60s。




窗口探查时，如果窗口没有打开，接收方会回ack包，但不确认用于探查的一字节数据；
一旦出现窗口打开，是否会确认用于探查的这一个字节。？？？ 不会了。
窗口探查包有特殊标记吗？？？




糊涂窗口综合症（Silly Window Syndrome)：由于对方通告的窗口太小（小于1mss），或者发送方也不等待达到一个mss的窗口，而发出不满长度的报文段。
避免措施：（双方或任一方）
1、接收方不通告小窗口。至少一个mss。
2、发送方满足下列条件之一才发送数据：a）可以发送一个满长度的报文。b）可以发送至少是通告窗口一半大小的报文段。c）可以发送任何数据并且不希望接收ACK，或禁止了Nagle算法。


通告了一个大于1mss窗口（n），但发送方只用了1mss（m），而剩余的不足1mss（n-m），此时，接收方仍通告（n-m）大小的窗口。因为滑动窗口的右边沿通常不能左移（窗口收缩）。






-----------------------------------------Chapter 23 TCP的保活定时器-----------------------------------------


一个tcp连接建立后，即使双方没有发送数据，连接也可以保持很久（几个月）。


保活功能可以帮助服务器发现半打开的连接。（客户端直接掉线、断电等造成没有发close）。


保活定时器周期为2小时。一个连接在2小时内没有动作，服务器就发送探查报文段。
1、如果客户端已经崩溃或重启中，则服务器无法收到响应，服务器会尝试10次，每次间隔75s。10次无法收到响应，则认为客户端已经断开。
2、如果客户端已重启完成，则服务器的探查会收到一个RST报文段的回应，服务器终止这个连接。
3、如果路由链路出现问题（如线路断开、路由器关闭），保活端会收到ICMP差错报文（软差错），保活会尝试10次，间隔75s。




探查报文如何发现客户端已经重启过了？？？？？


------------------------------------------Chapter 24 TCP的未来和性能---------------------------------------
 
TCP在高速网络环境中，有缺陷。


长肥管道（long fat pipe)：具有很大带宽时延乘积的网络。长肥网络。




路径MTU发现：
IP首部设置DF，如果该IP数据报长度超过MTU，那么路由器返回ICMP不可达差错（不能分片差错）。




TCP的路径MTU发现：在连接建立时， TCP使用本端和对端MSS的最小值作为起始的报文段大小。路径MTU发现不允许TCP超过对端声明的MSS。如果对端没有指定一个MSS，则默认为536。


大分组、小分组：
分组不一定是越大越好。














----------------------------------------------Chapter 27 FTP-------------------------------------------------




FTP最早的设计是用于两台不同的主机，这两个主机可能运行在不同的操作系统下、使用不同的文件结构、并可能使用不同字符集。


采用两个tcp连接传输一个文件： 
1、控制连接。（最大限度减小延迟）。
2、数据连接。（最大限度提高吞吐量）。




通常由Unix实现的FTP 客户和服务器把我们的选择限制如下：
• 类型：ASCI I或图像。
• 格式控制：只允许非打印。
• 结构：只允许文件结构。
• 传输方式：只允许流方式。