tcp总结
来源：互联网 发布：域名 权利冲突 伪命题 编辑：程序博客网 时间：2024/06/04 17:45
tcp出现rst的情况整理
转： http://www.cnblogs.com/lulu/p/4149562.html正常情况tcp四层握手关闭连接，rst基本都是异常情况，整理如下：
1. GFW
2. 对方端口未打开，发生在连接建立
如果对方sync_backlog满了的话，sync简单被丢弃，表现为超时，而不会rst
3. close Socket 时recv buffer 不为空--接收方 没有接收完全部的数据，接收方就关闭连接了，发送方会收到RST
例如，客户端发了两个请求，服务器只从buffer 读取第一个请求处理完就关闭连接，tcp层认为数据没有正确提交到应用，使用rst关闭连接。
3. 移动链路
移动网络下，国内是有5分钟后就回收信令，也就是IM产品，如果心跳>5分钟后服务器再给客户端发消息，就会收到rst。也要查移动网络下IM 保持<5min 心跳。
4. 负载等设备
负载设备需要维护连接转发策略，长时间无流量，连接也会被清除，而且很多都不告诉两层机器，新的包过来时才通告rst。
Apple push 服务也有这个问题，而且是不可预期的偶发性连接被rst；rst 前第一个消息write 是成功的，而第二条写才会告诉你连接被重置，
曾经被它折腾没辙，因此打开每2秒一次tcp keepalive，固定5分钟tcp连接回收，而且发现连接出错时，重发之前10s内消息。
5. SO_LINGER 应用强制使用rst 关闭 （会导致缓冲区中没发送的数据直接丢弃，导致丢包）
该选项会直接丢弃未发送完毕的send buffer，可能造成业务错误，慎用； 当然内网服务间http client 在收到应该时主动关闭，使用改选项，会节省资源。
好像曾经测试过haproxy 某种配置下，会使用rst关闭连接，少了网络交互而且没有TIME_WAIT 问题
6. 超过超时重传次数、网络暂时不可达
7. TIME_WAIT 状态
tw_recycle = 1 时，sync timestamps 比上次小时，会被rst
7. 设置 connect_timeout
应用设置了连接超时，sync 未完成时超时了，会发送rst终止连接。
8. 非正常包
连接已经关闭，seq 不正确等
9. keepalive 超时
公网服务tcp keepalive 最好别打开；移动网络下会增加网络负担，切容易掉线；非移动网络核心ISP设备也不一定都支持keepalive，曾经也发现过广州那边有个核心节点就不支持。
参考：
setsockopt ：SO_LINGER 选项设置(转)
原 几种TCP连接中出现RST的情况
SYN、ISN、TIME_WAIT
- http://coolshell.cn/articles/11564.html
- 关于建连接时SYN超时。试想一下，如果server端接到了clien发的SYN后回了SYN-ACK后client掉线了，server端没有收到client回来的ACK，那么，这个连接处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，server端如果在一定时间内没有收到的TCP会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻售，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才会把断开这个连接。
- 关于SYN Flood攻击。一些恶意的人就为此制造了SYN Flood攻击——给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事——当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个 SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。请注意，请先千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为，synccookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。对于正常的请求，你应该调整三个TCP参数可供你选择，第一个是：tcp_synack_retries 可以用他来减少重试次数；第二个是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN连接数；第三个是：tcp_abort_on_overflow 处理不过来干脆就直接拒绝连接了。
- 关于ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然会出问题的——比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是 client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number 可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过2^32，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过Maximum Segment Lifetime（缩写为MSL – Wikipedia语条），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。
- 关于 MSL 和 TIME_WAIT。通过上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎么来的了。我们注意到，在TCP的状态图中，从TIME_WAIT状态到CLOSED状态，有一个超时设置，这个超时设置是 2*MSL（RFC793定义了MSL为2分钟，Linux设置成了30s）为什么要这有TIME_WAIT？为什么不直接给转成CLOSED状态呢？主要有两个原因：1）TIME_WAIT确保有足够的时间让对端收到了ACK，如果被动关闭的那方没有收到Ack，就会触发被动端重发Fin，一来一去正好2个MSL，2）有足够的时间让这个连接不会跟后面的连接混在一起（你要知道，有些自做主张的路由器会缓存IP数据包，如果连接被重用了，那么这些延迟收到的包就有可能会跟新连接混在一起）。你可以看看这篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》
- 关于TIME_WAIT数量太多。从上面的描述我们可以知道，TIME_WAIT是个很重要的状态，但是如果在大并发的短链接下，TIME_WAIT 就会太多，这也会消耗很多系统资源。只要搜一下，你就会发现，十有八九的处理方式都是教你设置两个参数，一个叫tcp_tw_reuse，另一个叫tcp_tw_recycle的参数，这两个参数默认值都是被关闭的，后者recyle比前者resue更为激进，resue要温柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需设置tcp_timestamps=1，否则无效。这里，你一定要注意，打开这两个参数会有比较大的坑——可能会让TCP连接出一些诡异的问题（因为如上述一样，如果不等待超时重用连接的话，新的连接可能会建不上。正如官方文档上说的一样“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。
- 关于tcp_tw_reuse。官方文档上说tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保证协议的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在两边都被打开（你可以读一下tcp_twsk_unique的源码 ）。我个人估计还是有一些场景会有问题。
- 关于tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打开了话，会假设对端开启了tcp_timestamps，然后会去比较时间戳，如果时间戳变大了，就可以重用。但是，如果对端是一个NAT网络的话（如：一个公司只用一个IP出公网）或是对端的IP被另一台重用了，这个事就复杂了。建链接的SYN可能就被直接丢掉了（时间戳递增性无可保证，可能比前一个小，你可能会看到connection time out的错误）（如果你想观摩一下Linux的内核代码，请参看源码 tcp_timewait_state_process）。
- 关于tcp_max_tw_buckets。这个是控制并发的TIME_WAIT的数量，默认值是180000，如果超限，那么，系统会把多的给destory掉，然后在日志里打一个警告（如：time wait bucket table overflow），官网文档说这个参数是用来对抗DDoS攻击的。也说的默认值180000并不小。这个还是需要根据实际情况考虑。
linux TIME_WAIT 相关参数:http://www.cnblogs.com/lulu/p/4149312.html
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 0 表示开启重用。允许将TIME-WAIT sockets重新用于新的TCP连接，默认为0，表示关闭net.ipv4.tcp_tw_recycle = 0 表示开启TCP连接中TIME-WAIT sockets的快速回收，默认为0，表示关闭net.ipv4.tcp_fin_timeout = 60 表示如果套接字由本端要求关闭，这个参数决定了它保持在FIN-WAIT-2状态的时间（可改为30，一般来说FIN-WAIT-2的连接也极少）
1. tw_reuse，tw_recycle 必须在客户端和服务端timestamps 开启时才管用（timestamps 默认是打开的）
2. tw_reuse 只对客户端起作用，开启后客户端在1s内回收
3. tw_recycle 对客户端和服务器同时起作用，开启后在 3.5*RTO 内回收，RTO 200ms~ 120s 具体时间视网络状况。
内网状况比tw_reuse 稍快，公网尤其移动网络大多要比tw_reuse 慢，优点就是能够回收服务端的TIME_WAIT数量
对于客户端
1. 作为客户端因为有端口65535问题，TIME_OUT过多直接影响处理能力，打开tw_reuse 即可解决，不建议同时打开tw_recycle，帮助不大。
2. tw_reuse 帮助客户端1s完成连接回收，基本可实现单机6w/s请求，需要再高就增加IP数量吧。
3. 如果内网压测场景，且客户端不需要接收连接，同时tw_recycle 会有一点点好处。
4. 业务上也可以设计由服务端主动关闭连接
对于服务端
1. 打开tw_reuse无效，tw_reuse是我客户端 “ 短连接 ”于服务器，用完了断开，过一下又用它连接服务器
2. 线上环境 tw_recycle 不要打开
服务器处于NAT 负载后，或者客户端处于NAT后（这是一定的事情，基本公司家庭网络都走NAT）；
公网服务打开就可能造成部分连接失败，内网的话到时可以视情况打开；
像我所在公司对外服务都放在负载后面，负载会把timestamp 都给清空，好吧，就算你打开也不起作用。
3. 服务器TIME_WAIT 高怎么办
不像客户端有端口限制，处理大量TIME_WAIT Linux已经优化很好了，每个处于TIME_WAIT 状态下连接内存消耗很少，
而且也能通过tcp_max_tw_buckets = 262144 配置最大上限，现代机器一般也不缺这点内存。
原理分析
1. MSL 由来
发起连接关闭方回复最后一个fin 的ack，为避免对方ack 收不到、重发的或还在中间路由上的fin 把新连接给干掉了，等个2MSL，4min。
也就是连接有谁关闭的那一方有time_wait问题，被关那方无此问题。
2. reuse、recycle
通过timestamp的递增性来区分是否新连接，新连接的timestamp更大，那么小的timestamp的fin 就不会fin掉新连接。
3. reuse
通过timestamp 递增性，客户端、服务器能够处理outofbind fin包
4. recycle
对于服务端，同一个src ip，可能会是NAT后很多机器，这些机器timestamp递增性无可保证，服务器会拒绝非递增请求连接。
TCP重传机制
TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。
注意，接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包，比如，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了。
超时重传机制
一种是不回ack，死等3，当发送方发现收不到3的ack超时后，会重传3。一旦接收方收到3后，会ack 回 4——意味着3和4都收到了。
但是，这种方式会有比较严重的问题，那就是因为要死等3，所以会导致4和5即便已经收到了，而发送方也完全不知道发生了什么事，因为没有收到Ack，所以，发送方可能会悲观地认为也丢了，所以有可能也会导致4和5的重传。
对此有两种选择：
- 一种是仅重传timeout的包。也就是第3份数据。
- 另一种是重传timeout后所有的数据，也就是第3，4，5这三份数据。
这两种方式有好也有不好。第一种会节省带宽，但是慢，第二种会快一点，但是会浪费带宽，也可能会有无用功。但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长（在下篇会说TCP是怎么动态地计算出timeout的）
快速重传机制
TCP引入了一种叫Fast Retransmit 的算法，不以时间驱动，而以数据驱动重传。也就是说，如果，包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传。Fast Retransmit的好处是不用等timeout了再重传。但是并没有解决重传那丢包的一个数据，还有丢包只有的所有数据。
SACK 方法
另外一种更好的方式叫：Selective Acknowledgment (SACK)（参看RFC 2018），这种方式需要在TCP头里加一个SACK的东西，ACK还是Fast Retransmit的ACK，SACK则是汇报收到的数据碎版。
这样，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了，哪些没有到。于是就优化了Fast Retransmit的算法。当然，这个协议需要两边都支持。在 Linux下，可以通过tcp_sack参数打开这个功能（Linux 2.4后默认打开）。
这里还需要注意一个问题——接收方Reneging，所谓Reneging的意思就是接收方有权把已经报给发送端SACK里的数据给丢了。这样干是不被鼓励的，因为这个事会把问题复杂化了，但是，接收方这么做可能会有些极端情况，比如要把内存给别的更重要的东西。所以，发送方也不能完全依赖SACK，还是要依赖ACK，并维护Time-Out，如果后续的ACK没有增长，那么还是要把SACK的东西重传，另外，接收端这边永远不能把SACK的包标记为Ack。
注意：SACK会消费发送方的资源，试想，如果一个攻击者给数据发送方发一堆SACK的选项，这会导致发送方开始要重传甚至遍历已经发出的数据，这会消耗很多发送端的资源。详细的东西请参看《TCP SACK的性能权衡》
Duplicate SACK – 重复收到数据的问题
Duplicate SACK又称D-SACK，其主要使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了。RFC-2833 里有详细描述和示例。下面举几个例子（来源于RFC-2833）
D-SACK使用了SACK的第一个段来做标志，
- 如果SACK的第一个段的范围被ACK所覆盖，那么就是D-SACK
- 如果SACK的第一个段的范围被SACK的第二个段覆盖，那么就是D-SACK
示例一：ACK丢包
下面的示例中，丢了两个ACK，所以，发送端重传了第一个数据包（3000-3499），于是接收端发现重复收到，于是回了一个SACK=3000-3500，因为ACK都到了4000意味着收到了4000之前的所有数据，所以这个SACK就是D-SACK——旨在告诉发送端我收到了重复的数据，而且我们的发送端还知道，数据包没有丢，丢的是ACK包。
Transmitted Received ACK SentSegment Segment (Including SACK Blocks)3000-3499 3000-3499 3500 (ACK dropped)3500-3999 3500-3999 4000 (ACK dropped)3000-3499 3000-3499 4000, SACK=3000-3500 ---------示例二，网络延误
下面的示例中，网络包（1000-1499）被网络给延误了，导致发送方没有收到ACK，而后面到达的三个包触发了“Fast Retransmit算法”，所以重传，但重传时，被延误的包又到了，所以，回了一个SACK=1000-1500，因为ACK已到了3000，所以，这个SACK是D-SACK——标识收到了重复的包。
这个案例下，发送端知道之前因为“Fast Retransmit算法”触发的重传不是因为发出去的包丢了，也不是因为回应的ACK包丢了，而是因为网络延时了。
Transmitted Received ACK SentSegment Segment (Including SACK Blocks)500-999 500-999 10001000-1499 (delayed)1500-1999 1500-1999 1000, SACK=1500-20002000-2499 2000-2499 1000, SACK=1500-25002500-2999 2500-2999 1000, SACK=1500-30001000-1499 1000-1499 3000 1000-1499 3000, SACK=1000-1500 ---------
可见，引入了D-SACK，有这么几个好处：
1）可以让发送方知道，是发出去的包丢了，还是回来的ACK包丢了。
2）是不是自己的timeout太小了，导致重传。
3）网络上出现了先发的包后到的情况（又称reordering）
4）网络上是不是把我的数据包给复制了。
知道这些东西可以很好得帮助TCP了解网络情况，从而可以更好的做网络上的流控。
Linux下的tcp_dsack参数用于开启这个功能（Linux 2.4后默认打开）
Nagle算法与CORK算法区别
Nagle算法和CORK算法非常类似，但是它们的着眼点不一样，Nagle算法主要避免网络因为太多的小包（协议头的比例非常之大）而拥塞，而CORK算法则是为了提高网络的利用率，使得总体上协议头占用的比例尽可能的小。如此看来这二者在避免发送小包上是一致的，在用户控制的层面上，Nagle算法完全不受用户socket的控制，你只能简单的设置TCP_NODELAY而禁用它，CORK算法同样也是通过设置或者清除TCP_CORK使能或者禁用之，然而Nagle算法关心的是网络拥塞问题，只要所有的ACK回来则发包，而CORK算法却可以关心内容，在前后数据包发送间隔很短的前提下（很重要，否则内核会帮你将分散的包发出），即使你是分散发送多个小数据包，你也可以通过使能CORK算法将这些内容拼接在一个包内，如果此时用Nagle算法的话，则可能做不到这一点。CORK选项提高了网络的利用率，因为它直接禁止了小包的发送(再次强调，Nagle算法没有禁止小包发送，只是禁止了大量小包的发送，如果没有未确认的ack，小包就可以直接发了，但是cork要等其他小包整合拼接一起发)拥塞控制
慢启动是在每收到一个对新的报文段的确认就将拥塞窗口加1 （单位是mss个字节）
拥塞避免是每经过一个往返时间RTT就将拥塞窗口加1
慢启动：每经过一个传输轮次，拥塞窗口 cwnd 就加倍-指数递增。一个传输轮次所经历的时间其实就是往返时间RTT。不过“传输轮次”更加强调：把拥塞窗口cwnd所允许发送的报文段都连续发送出去，并收到了对已发送的最后一个字节的确认。
拥塞避免每经历一个RTT把拥塞窗口cwnd加1，而不是加倍。
拥塞状态时的算法
前面我们说过，当丢包的时候，会有两种情况：
1）等到RTO超时，重传数据包。TCP认为这种情况太糟糕，反应也很强烈。 如上图5-25
- sshthresh = cwnd /2
- cwnd 重置为 1
- 进入慢启动过程
2）Fast Retransmit算法，也就是在收到3个duplicate ACK时就开启重传，而不用等到RTO超时。
- TCP Tahoe的实现和RTO超时一样。
- TCP Reno的实现是：
- cwnd = cwnd /2
- sshthresh = cwnd
- 进入快速恢复算法——Fast Recovery
快速恢复算法 – Fast Recovery
TCP Reno
这个算法定义在RFC5681。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复算法是认为，你还有3个Duplicated Acks说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像RTO超时那么强烈。 注意，正如前面所说，进入Fast Recovery之前，cwnd 和 sshthresh已被更新：
- cwnd = cwnd /2
- sshthresh = cwnd
然后，真正的Fast Recovery算法如下：
- cwnd = sshthresh +3 * MSS （3的意思是确认有3个数据包被收到了，有些版本加3，有些不加）
- 重传Duplicated ACKs指定的数据包
- 如果再收到 duplicated Acks，那么cwnd = cwnd +1
- 如果收到了新的Ack，那么，cwnd = sshthresh （重传减半时的sshthresh），然后就进入了拥塞避免的算法了。
cwnd = cwnd/2 没有加3
如果你仔细思考一下上面的这个算法，你就会知道，上面这个算法也有问题，那就是——它依赖于3个重复的Acks。注意，3个重复的Acks并不代表只丢了一个数据包，很有可能是丢了好多包。但这个算法只会重传一个，而剩下的那些包只能等到RTO超时，于是，进入了恶梦模式——超时一个窗口就减半一下，多个超时会超成TCP的传输速度呈级数下降，而且也不会触发Fast Recovery算法了。
通常来说，正如我们前面所说的，SACK或D-SACK的方法可以让Fast Recovery或Sender在做决定时更聪明一些，但是并不是所有的TCP的实现都支持SACK（SACK需要两端都支持），所以，需要一个没有SACK的解决方案。而通过SACK进行拥塞控制的算法是FACK（后面会讲）
TCP New Reno
于是，1995年，TCP New Reno（参见 RFC 6582 ）算法提出来，主要就是在没有SACK的支持下改进Fast Recovery算法的——
- 当sender这边收到了3个Duplicated Acks，进入Fast Retransimit模式，开发重传重复Acks指示的那个包。如果只有这一个包丢了，那么，重传这个包后回来的Ack会把整个已经被sender传输出去的数据ack回来。如果没有的话，说明有多个包丢了。我们叫这个ACK为Partial ACK。
- 一旦Sender这边发现了Partial ACK出现，那么，sender就可以推理出来有多个包被丢了，于是乎继续重传sliding window里未被ack的第一个包。直到再也收不到了Partial Ack，才真正结束Fast Recovery这个过程
我们可以看到，这个“Fast Recovery的变更”是一个非常激进的玩法，他同时延长了Fast Retransmit和Fast Recovery的过程。
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