TCP协议详解

TCP服务的特点

传输层协议主要有两个: TCP协议和UDP协议。TCP协议相对于UDP协议的特点是:面向连接、字节流和可靠传输。

使用TCP协议通信的双方必须先建立连接，然后才能开始数据的读写。双方都必须为该连接分配必要的内核资源，以管理连接的状态和连接上数据的传输。TCP连接是全双工的，即双方的数据读写可以通过一个连接进行。完成数据交换之后，通信双方都必须断开连接以释放系统资源。

TCP协议的这种连接是一对一的，所以基于广播和多播(目标是多个主机地址)的应用程序不能使用TCP服务。而无连接协议UDP则非常适合于广播和多播。

字节流服务和数据报服务的这种区别对应到实际编程中，则体现为通信双方是否必须执行相同次数的读、写操作(当然，这只是表现形式)。当发送端应用程序连续执行多次写操作时，TCP模块先将这些数据放入TCP发送缓冲区中。当TCP模块真正开始发送数据时，发送缓冲区中这些等待发送的数据可能被封装成一个或多个TCP报文段发出。因此，TCP模块发送出的TCP报文段的个数和应用程序执行的写操作次数之间没有固定的数量关系。

当接收端收到一个或多个TCP报文段后，TCP模块将它们携带的应用程序数据按照TCP报文段的序号(见后文)依次放人TCP接收缓冲区中，并通知应用程序读取数据。接收端应用程序可以一次性将TCP接收缓冲区中的数据全部读出，也可以分多次读取，这取决于用户指定的应用程序读缓冲区的大小。因此，应用程序执行的读操作次数和TCP模块接收到的TCP报文段个数之间也没有固定的数量关系。

综上所述，发送端执行的写操作次数和接收端执行的读操作次数之间没有任何数量关系，这就是字节流的概念:应用程序对数据的发送和接收是没有边界限制的。UDP则不然。发送端应用程序每执行一次写操作，UDP模块就将其封装成-一个 UDP数据报并发送之。接收端必须及时针对每一个UDP数据报执行读操作(通过recvfrom系统调用)，否则就会丢包(这经常发生在较慢的服务器，上)。并且，如果用户没有指定足够的应用程序缓冲区来读取UDP数据，则UDP数据将被截断。

TCP传输是可靠的。首先，TCP 协议采用发送应答机制，即发送端发送的每个TCP报文段都必须得到接收方的应答，才认为这个TCP报文段传输成功。其次，TCP协议采用超时重传机制，发送端在发送出一个TCP报文段之后启动定时器，如果在定时时间内未收到应答，它将重发该报文段。最后，因为TCP报文段最终是以IP数据报发送的，而IP数据报到达接收端可能乱序、重复，所以TCP协议还会对接收到的TCP报文段重排、整理，再交付给应用层。.UDP协议则和IP协议一样，提供不可靠服务。它们都需要上层协议来处理数据确认和超时重传。

TCP头部结构

TCP固定头部结构

• 16位端口号(port number):告知主机该报文段是来自哪里(源端口)以及传给哪个上层协议或应用程序(目的端口)的。进行TCP通信时，客户端通常使用系统自动选择的临时端口号，而服务器则使用知名服务端口号。1.3 节中提到过，所有知名服务使用的端口号都定义在/etc/services文件中。

• 32位序号( sequence number):一次TCP通信(从TCP连接建立到断开)过程中某一个传输方向上的字节流的每个字节的编号。假设主机A和主机B进行TCP通信，A发送给B的第一个TCP报文段中，序号值被系统初始化为某个随机值ISN ( Initial Sequence Number，初始序号值)。那么在该传输方向上(从A到B)，后续的TCP报文段中序号值将被系统设置成ISN加上该报文段所携带数据的第一个字节在整个字节流中的偏移。例如，某个TCP报文段传送的数据是字节流中的第1025~2048字节，那么该报文段的序号值就是ISN+1025.另外一个传输方向(从B到A)的TCP报文段的序号值也具有相同的含义。

• 32位确认号(acknowledgement number):用作对另一方发送来的TCP报文段的响应。其值是收到的TCP报文段的序号值加1.假设主机A和主机B进行TCP通信，那么A发送出的TCP报文段不仅携带自己的序号，而且包含对B发送来的TCP报文段的确认号。反之，B发送出的TCP报文段也同时携带自己的序号和对A发送来的报文段的确认号。

• 4位头部长度(header length):标识该TCP头部有多少个32bit字(4字节)。因为4位最大能表示15，所以TCP头部最长是60字节。

• 6位标志位包含如下几项：

  • URG标志，表示紧急指针(urgent pointer)是否有效。
  • ACK标志，表示确认号是否有效。我们称携带ACK标志的TCP报文段为确认报文段。
  • PSH标志，提示接收端应用程序应该立即从TCP接收缓冲区中读走数据，为接收后
    续数据腾出空间(如果应用程序不将接收到的数据读走，它们就会--直停留在TCP接收缓冲区中)。
  • RST标志，表示要求对方重新建立连接。我们称携带RST标志的TCP报文段为复位报文段。
  • SYN标志，表示请求建立-一个连接。我们称携带SYN标志的TCP报文段为同步报文段。
  • FIN标志，表示通知对方本端要关闭连接了。我们称携带FIN标志的TCP报文段为结束报文段。

• 16位窗口大小( window size):是TCP流量控制的-一个手段。这里说的窗口，指的是接收通告窗口(Receiver Window, RWND)。它告诉对方本端的TCP接收缓冲区还能容纳多少字节的数据，这样对方就可以控制发送数据的速度。

• 16位校验和(TCP checksum):由发送端填充，接收端对TCP报文段执行CRC算法以检验TCP报文段在传输过程中是否损坏。注意，这个校验不仅包括TCP头部，也包括数据部分。这也是TCP可靠传输的-一个重要保障。

• 16位紧急指针(urgent pointer):是-一个正的偏移量。它和序号字段的值相加表示最后一个紧急数据的下一-字节的序号。因此，确切地说，这个字段是紧急指针相对当前序号的偏移，不妨称之为紧急偏移。TCP 的紧急指针是发送端向接收端发送紧急数据的方法。

TCP头部选项

TCP头部的最后-一个选项字段(options) 是可变长的可选信息。这部分最多包含40字节，因为TCP头部最长是60字节(其中还包含前面讨论的20字节的固定部分)。典型的TCP头部选项结构如图所示。

选项的第一个字段kind说明选项的类型。有的TCP选项没有后面两个字段，仅包含1字节的kind字段。第二个字段length ( 如果有的话)指定该选项的总长度，该长度包括kind字段和length字段占据的2字节。第三个字段info (如果有的话)是选项的具体信息。常见的TCP选项有7种，如图所示。

• kind=0是选项表结束选项。
• kind=1是空操作(nop)选项，没有特殊含义，一般用于将TCP选项的总长度填充为4字节的整数倍。
• kind =2是最大报文段长度选项。TCP连接初始化时，通信双方使用该选项来协商最大报文段长度(Max Segment Size, MSS)。 TCP模块通常将MSS设置为(MTU-40) 字节(减掉的这40字节包括20字节的TCP头部和20字节的IP头部)。这样携带TCP报文段的IP数据报的长度就不会超过MTU (假设TCP头部和IP头部都不包含选项字段，并且这也是一般情况)，从而避免本机发生IP分片。对以太网而言，MSS值是1460 (1500 -40)字节。
• kind=3是窗口扩大因子选项。TCP连接初始化时，通信双方使用该选项来协商接收通告窗口的扩大因子。在TCP的头部中，接收通告窗口大小是用16位表示的，故最大为65535字节，但实际上TCP模块允许的接收通告窗口大小远不止这个数(为了提高TCP通信的吞吐量)。窗口扩大因子解决了这个问题。假设TCP头部中的接收通告窗口大小是N，窗口扩大因子(移位数)是M,那么TCP报文段的实际接收通告窗口大小是N乘2^M，或者说N左移M位。注意，M的取值范围是0~14。我们可以通过修改/proc/sys/net/ipv4/tcp_window_scaling内核变量来启用或关闭窗口扩大因子选项。

和MSS选项-样，窗口扩大因子选项只能出现在同步报文段中，否则将被忽略。但同步报文段本身不执行窗口扩大操作，即同步报文段头部的接收通告窗口大小就是该TCP报文段的实际接收通告窗口大小。当连接建立好之后，每个数据传输方向的窗口扩大因子就固定不变了。

• kind=4是选择性确认( Selective Acknowledgment, SACK) 选项。TCP通信时，如果某个TCP报文段丢失，则TCP模块会重传最后被确认的TCP报文段后续的所有报文段，这样原先已经正确传输的TCP报文段也可能重复发送，从而降低了TCP性能。SACK技术正是为改善这种情况而产生的，它使TCP模块只重新发送丢失的TCP报文段，不用发送所有未被确认的TCP报文段。选择性确认选项用在连接初始化时，表示是否支持SACK技术。我们可以通过修改/proc/sys/net/ipv4/tcp_ sack内核变量来启用或关闭选择性确认选项。
• kind=5是SACK实际工作的选项。该选项的参数告诉发送方本端已经收到并缓存的不连续的数据块，从而让发送端可以据此检查并重发丢失的数据块。每个块边沿(edge of block)参数包含一个4字节的序号。其中块左边沿表示不连续块的第一个数据的序号， 而块右边沿则表示不连续块的最后一个数据的序号的下一个序号。这样一对参数(块左边沿和块右边沿)之间的数据是没有收到的。因为一个块信息占用8字节，所以TCP头部选项中实际上最多可以包含4个这样的不连续数据块(考虑选项类型和长度占用的2字节)。kind=8是时间截选项。该选项提供了较为准确的计算通信双方之间的回路时间( Round Trip Time, RTT)的方法，从而为TCP流量控制提供重要信息。我们可以通过修改/proc/sys/net/ipv4/tcp_ timestamps 内核变量来启用或关闭时间戳选项。

TCP连接的建立和关闭

第1个TCP报文段包含SYN标志，因此它是一个同步报文段，即ernest-laptop (客户端)向Kongming20 (服务器)发起连接请求。同时，该同步报文段包含一个ISN值535734930的字号。

第2个TCP报文段也是同步报文段，表示Kongming20同意与ernest-laptop建立连接。同时它发送自己的ISN值为2159701207的序号，并对第1个同步报文段进行确认。确认值是535734931,即第1个同步报文段的序号值加1，序号值是用来标识TCP数据流中的每一字节的。但同步报文段比较特殊，即使它并没有携带任何应用程序数据，它也要占用一个序号值。

第3个TCP报文段是ernest- laptop对第2个同步报文段的确认。至此，TCP连接就建立起来了。建立TCP连接的这3个步骤被称为TCP三次握手。

后面4个TCP报文段是关闭连接的过程。第4个TCP报文段包含FIN标志，因此它是-个结束报文段，即ermestlaptop要求关闭连接。结束报文段和同步报文段一样， 也要占用一个序号值。Kongming20 用TCP报文段5来确认该结束报文段。紧接着Kongming20发送自己的结束报文段6, ernest-laptop 则用TCP报文段7给予确认。实际上，仅用于确认目的的确认报文段5是可以省略的，因为结束报文段6也携带了该确认信息。确认报文段5是否出现在连接断开的过程中，取决于TCP的延迟确认特性。

在连接的关闭过程中，因为ermest-laptop先发送结束报文段，故称ernest-laptop执行主动关闭，而称Kongming20执行被动关闭。

一般而言，TCP连接是由客户端发起，并通过三次握手建立(特殊情况是所谓同时打开的。TCP连接的关闭过程相对复杂一些。可能是客户端执行主动关闭，比如前面的例子;也可能是服务器执行主动关闭，比如服务器程序被中断而强制关闭连接;还可能是同时关闭（和同时打开一样，非常少见）。

半关闭状态

TCP连接是全双工的，所以它允许两个方向的数据传输被独立关闭。换言之，通信的一端可以发送结束报文段给对方，告诉它本端已经完成了数据的发送，但允许继续接收来自对方的数据，直到对方也发送结束报文段以关闭连接。TCP连接的这种状态称为半关闭( half close)状态，如图所示。

请注意，在图中，服务器和客户端应用程序判断对方是否已经关闭连接的方法是:read系统调用返回0 (收到结束报文段)。当然，Linux 还提供其他检测连接是否被对方关闭的方法，socket网络编程接口通过shutdown函数提供了对半关闭的支持。

连接超时

如果客户端访问一个距离很远的服务器，或者由于网络繁忙，导致服务器对于客户端发送的同步报文段没有应答。TCP模块会进行一共5次重连操作，这是由/proc/sys/net/ipv4/tcp. syn, retries 内核变量所定义的。每次重连的超时时间都增加一-倍。在5次重连均失败的情况下，TCP模块放弃连接并通知应用程序。

TCP状态转移

服务端的状态

服务器通过listen系统调用进人LISTEN状态，被动等待客户螨连接，因此执行的是所谓的被动打开。服务器- -旦监听到某个连接请求(收到同步报文段)，就将该连接放人内核等待队列中，并向客户端发送带SYN标志的确认报文段。此时该连接处于SYN_RCVD状态。如果服务器成功地接收到客户端发送回的确认报文段，则该连接转移到ESTABLISHED状态。ESTABLISHED状态是连接双方能够进行双向数据传输的
状态。

当客户端主动关闭连接时(通过close或shutdown系统调用向服务器发送结束报文段),服务器通过返回确认报文段使连接进人CLOSE_ WAIT状态。这个状态的含义很明确:等待服务器应用程序关闭连接。通常，服务器检测到客户端关闭连接后，也会立即给客户端发送一个结束报文段来关闭连接。这将使连接转移到LAST_ _ACK状态，以等待客户端对结束报文段的最后一次确认。一旦确认完成，连接就彻底关闭了。

客户端状态

客户端通过connct系统调用主动与服务器建立连接。connect 系统调用首先给服务器发送一个同步报文段，使连接转移到SYN, _SENT状态。此后，connect 系统调用可能因为如下两个原因失败返回:

• 如果connect连接的目标端口不存在(未被任何进程监听)，或者该端口仍被处于TIME WAIT状态的连接所占用(见后文)，则服务器将给客户端发送-一个复 位报文段，connect 调用失败。
• 如果目标端口存在，但connect在超时时间内未收到服务器的确认报文段，则connect调用失败。

connect调用失败将使连接立即返回到初始的CLOSED状态。如果客户端成功收到服务器的同步报文段和确认，则connect调用成功返回，连接转移至ESTABLISHED状态。当客户端执行主动关闭时，它将服务器发送一个结束报文段，同时连接进入FIN_WAIT_1状态。若此时客户端收到服务器专门用于确认目的的确认报文段，则连接转移至FIN_ WAIT_ 2状态。当客户端处于FIN_ WAIT_ 2状态时，服务器处于CLOSEWAIT状态，这一对状态是可能发生半关闭的状态。此时如果服务器也关闭连接(发送结束报文段)，则客户端将给予确认并进人TIME _WAIT状态。

图还给出了客户端从FIN_ WAIT_ 1状态直接进入TME WAIT状态的一条线路(不经过FINWAIT2状态)，前提是处于FIN__WAIT_1状态的服务器直接收到带确认信息的结束报文段(而不是先收到确认报文段，再收到结束报文段)。处于FIN_WAIT2状态的客户端需要等待服务器发送结束报文段，才能转移至TIME_ WAIT状态，否则它将一直停 留在这个状态。如果不是为了在半关闭状态下继续接收数据，连接长时间地停留在FIN_ WAIT 2状态并无益处。连接停留在FIN_ WAIT_ 2状态的情况可能发生在:客户端执行半关闭后，未等服务器关闭连接就强行退出了。此时客户端连接由内核来接管，可称之为孤儿连接(和孤儿进程类似)。Linux 为了防止孤儿连接长时间存留在内核中，定义了两个内核变量: /proc/sys/netipv4/tcp_ max_orphans 和/proc/sys/net/ipv4/tcp_ fin_ timeout。 前者指定内核能接管的孤儿连接数目，后者指定孤儿连接在内核中生存的时间。

TIME_WAIT状态

从图来看，客户端连接在收到服务器的结束报文段(TCP报文段6)之后，并没有直接进入CLOSED状态，而是转移到TIME_ WAIT状态。在这个状态，客户端连接要等待一段 长为2MSL (Maximum Segment Life,报文段最大生存时间)的时间，才能完全关闭。MSL是TCP报文段在网络中的最大生存时间，标准文档RFC 1122的建议值是2 min.TIME_ WAIT状态存在的原因有两点:

• 可靠地终止TCP连接。
• 保证让迟来的TCP报文段有足够的时间被识别并丢弃。

第一个原因很好理解。假设图中用于确认服务器结束报文段6的TCP报文段7丟失，那么服务器将重发结束报文段。因此客户端需要停留在某个状态以处理重复收到的结束报文段(即向服务器发送确认报文段)。否则，客户端将以复位报文段来回应服务器，服务器则认为这是-一个错误，因为它期望的是一个像TCP报文段7那样的确认报文段。在Linux系统上，一个TCP端口不能被同时打开多次(两次及以上)。当一个TCP连接处于TIME_ WAIT状态时，我们将无法立即使用该连接占用着的端口来建立一个新连接。反过来思考，如果不存在TIME_ WAIT状态，则应用程序能够立即建立-一个和刚关闭的连接相似的连接(这里说的相似，是指它们具有相同的IP地址和端口号)。这个新的、和原来相似的连接被称为原来的连接的化身( incarnation)。新的化身可能接收到属于原来的连接的、携带应用程序数据的TCP报文段(迟到的报文段)，这显然是不应该发生的。这就是TIME_WAIT状态存在的第二个原因。

另外，因为TCP报文段的最大生存时间是MSL，所以坚持2MSL时间的TIME WAIT状态能够确保网络上两个传输方向上尚未被接收到的、迟到的TCP报文段都已经消失(被中转路由器丢弃)。因此，一个连接的新的化身可以在2MSL时间之后安全地建立，而绝对不会接收到属于原来连接的应用程序数据，这就是TIME_WAIT状态要持续2MSL时间的原因。

有时候我们希望避免TIME__WAIT状态，因为当程序退出后，我们希望能够立即重启它。但由于处在TIME_ WAIT状态的连接还占用着端口，程序将无法启动(直到2MSL超时时间结束)。

但如果是服务器主动关闭连接后异常终止，则因为它总是使用同- -个知名服务端口号，所以连接的TIME WAIT状态将导致它不能立即重启。不过，我们可以通过socket选项so_REUSEADDR来强制进程立即使用处于TIME _WAIT状态的连接占用的端口。

复位报文段

在某些特殊条件下，TCP连接的一端会向另一端发送携带RST标志的报文段，即复位报文段，以通知对方关闭连接或重新建立连接。

访问不存在的端口

当访问一个不存在的端口时，将回应一个复位报文段。因为复位报文段的接收通告窗口大小为0,所以可以预见:收到复位报文段的一端应该关闭连接或者重新连接，而不能回应这个复位报文段。实际上，当客户端程序向服务器的某个端口发起连接，而该端口仍被处于TIMEWAIT状态的连接所占用时，客户端程序也将收到复位报文段。

异常终止连接

TCP提供了异常终止一个连接的方法，即给对方发送- -个复位报文段。一旦发送了复位报文段，发送端所有排队等待发送的数据都将被丢弃。应用程序可以使用socket选项sO_ LINGER来发送复位报文段，以异常终止-一个连接。我们将在第5章讨论SO_ LINGER选项。

处理半打开连接

考虑下面的情况:服务器(或客户端)关闭或者异常终止了连接，而对方没有接收到结束报文段(比如发生了网络故障)，此时，客户端(或服务器)还维持着原来的连接，而服务器(或客户端)即使重启，也已经没有该连接的任何信息了。我们将这种状态称为半打开状态，处于这种状态的连接称为半打开连接。如果客户端(或服务器)往处于半打开状态的连接写人数据，则对方将回应-一个复位报文段。

TCP交互数据流

TCP报文段所携带的应用程序数据按照长度分为两种:交互数据和成块数据。交互数据仅包含很少的字节。使用交互数据的应用程序( 或协议)对实时性要求高，比如telnet、ssh .等。成块数据的长度则通常为TCP报文段允许的最大数据长度。使用成块数据的应用程序(或协议)对传输效率要求高，比如ftp.本节我们讨论交互数据流。

在一个telnet连接中，客户端针对服务器返回的数据所发送的确认报文段都不搒带任何应用程序数据(长度为0)，而服务器每次发送的确认报文段都包含它需要发送的应用程序数据。服务器的这种处理方式称为延迟确认，即它不马上确认上次收到的数据，而是在一段延迟时间后查看本端是否有数据需要发送，如果有，则和确认信息-一起发出。因为服务器对客户请求处理得很快，所以它发送确认报文段的时候总是有数据一-起发送。 延迟确认可以减少发送TCP报文段的数量。而由于用户的输入速度明显慢于客户端程序的处理速度，所以客户端的确认报文段总是不携带任何应用程序数据。前文曾提到，在TCP连接的建立和断开过程中，也可能发生延迟确认。

上例是在本地回路运行的结果，在局域网中也能得到基本相同的结果，但在广域网就未必如此了。广域网上的交互数据流可能经受很大的延迟，并且，搒带交互数据的微小TCP报文段数量一般很多(一个按键输人就导致一个TCP报文段)，这些因素都可能导致拥塞发生。解决该问题的-一个简单有效的方法是使用Nagle算法。

Nagle算法要求一个TCP连接的通信双方在任意时刻都最多只能发送一个未被确认的TCP报文段，在该TCP报文段的确认到达之前不能发送其他TCP报文段。另一方面，发送方在等待确认的同时收集本端需要发送的微量数据，并在确认到来时以一个TCP报文段将它们全部发出。这样就极大地减少了网络上的微小TCP报文段的数量。该算法的另-一个优点在于其自适应性:确认到达得越快，数据也就发送得越快。

TCP成块数据流

当传输大量大块数据的时候，发送方会连续发送多个TCP报文段，接收方可以一次确认所有这些报文段。那么发送方在收到上一次确认后，能连续发送多少个TCP报文段呢?这是由接收通告窗口(还需要考虑拥塞窗口)的大小决定的。

另外一个值得注意的地方是，服务器每发送4个TCP报文段就传送一个PSH标志给客户端，以通知客户端的应用程序尽快读取数据。不过这对服务器来说显然不是必需的，因为它知道客户端的TCP接收缓冲区中还有空闲空间(接收通告窗口大小不为0)。

带外数据

有些传输层协议具有带外(Out Of Band, 0OB)数据的概念，用于迅速通告对方本端发生的重要事件。因此，带外数据比普通数据(也称为带内数据)有更高的优先级，它应该总是立即被发送，而不论发送缓冲区中是否有排队等待发送的普通数据。带外数据的传输可以使用一条独立的传输层连接，也可以映射到传输普通数据的连接中。实际应用中，带外数据的使用很少见，已知的仅有telnet、 ftp 等远程非活跃程序。

UDP没有实现带外数据传输，TCP也没有真正的带外数据。不过TCP利用其头部中的紧急指针标志和紧急指针两个字段，给应用程序提供了一种紧急方式。TCP的紧急方式利用传输普通数据的连接来传输紧急数据。这种紧急数据的含义和带外数据类似，因此后文也将TCP紧急数据称为带外数据。

我们先来介绍TCP发送带外数据的过程。假设一个进程已 经往某个TCP连接的发送缓冲区中写入了N字节的普通数据，并等待其发送。在数据被发送前，该进程又向这个连接写人了3字节的带外数据“abc"。此时，待发送的TCP报文段的头部将被设置URG标志，并且紧急指针被设置为指向最后一个带外数据的下一字节(进一步减去当前TCP报文段的序号值得到其头部中的紧急偏移值)，如图所示。

由图可见，发送端一次发送的多字节的带外数据中只有最后--字节被当作带外数据(字母c)，而其他数据(字母a和b)被当成了普通数据。如果TCP模块以多个TCP报文段来发送图所示TCP发送缓冲区中的内容，则每个TCP报文段都将设置URG标志，并且它们的紧急指针指向同一个位置( 数据流中带外数据的下一个位置)，但只有-一个TCP报文段真正搒带带外数据。

现在考虑TCP接收带外数据的过程。TCP接收端只有在接收到紧急指针标志时才检查紧急指针，然后根据紧急指针所指的位置确定带外数据的位置，并将它读人一个特殊的缓存中。这个缓存只有1字节，称为带外缓存。如果上层应用程序没有及时将带外数据从带外缓存中读出，则后续的带外数据( 如果有的话)将覆盖它。

前面讨论的带外数据的接收过程是TCP模块接收带外数据的默认方式。如果我们给TCP连接设置了SO_OOBINLINE选项，则带外数据将和普通数据一样被TCP模块存放在TCP接收缓冲区中。此时应用程序需要像读取普通数据一样来读取带外数据。那么这种情况下如何区分带外数据和普通数据呢?显然，紧急指针可以用来指出带外数据的位置，socket编程接口也提供了系统调用来识别带外数据。

TCP超时重传

TCP服务必须能够重传超时时间内未收到确认的TCP报文段。为此，TCP模块为每个TCP报文段都维护-一个重传定时器，该定时器在TCP报文段第一次被发送时启动。如果超时时间内未收到接收方的应答，TCP模块将重传TCP报文段并重置定时器。至于下次重传的超时时间如何选择，以及最多执行多少次重传，就是TCP的重传策略。

Linux有两个重要的内核参数与TCP超时重传相关: /proc/sys/net/ipv4/tcp_retries1 和/proc/sys/net/ipv4/tcp_retries2。 前者指定在底层IP接管之前TCP最少执行的重传次数，默认值是3。后者指定连接放弃前TCP最多可以执行的重传次数，默认值是15(一般对应13 ~ 30 min)。

拥塞控制

TCP模块还有一一个重要的任务，就是提高网络利用率，降低丢包率，并保证网络资源对每条数据流的公平性。这就是所谓的拥塞控制。

TCP拥塞控制的四个部分:慢启动(slow start)、拥塞避免(congestion avoidance).快速重传(fast retransmit)和快速恢复(fast recovery).拥塞控制算法在Linux下有多种实现，比如reno算法、vegas 算法和cubic算法
等。它们或者部分或者全部实现了上述四个部分。/pos/s/s/tipv4/epo._congestion_control 文件指示机器当前所使用的拥塞控制算法。

拥塞控制的最终受控变量是发送端向网络-次连续写人 (收到其中第- -个数据的确认之前)的数据量，我们称为SWND (Send Window,发送窗口四)。不过，发送端最终以TCP报文段来发送数据，所以SWND限定了发送端能连续发送的TCP报文段数量。这些TCP报文段的最大长度(仅指数据部分)称为SMSS (Sender Maximum Segment Size,发送者最大段大小)，其值一般等于MSS.

发送端需要合理地选择SWND的大小。如果SWND太小，会引起明显的网络延迟;反之，如果SWND 太大，则容易导致网络拥塞。前文提到，接收方可通过其接收通告窗口(RWND)来控制发送端的SWND.但这显然不够，所以发送端引入了一个称为拥塞窗口(Congestion Window, CWND)的状态变量。实际的SWND值是RWND和CWND中的较小者。图中显示了拥塞控制的输人和输出(可见，它是-一个闭环反馈控制)。

慢启动和拥塞避免

TCP连接建立好之后，CWND将被设置成初始值IW (Initial Window),其大小为2~ 4个SMSS。但新的Linux内核提高了该初始值，以减小传输滞后。此时发送端最多能发送Iw字节的数据。此后发送端每收到接收端的一个确认，其CWND就按照下式增加:

CWND+= min (N，SMSS)

其中N是此次确认中包含的之前未被确认的字节数。这样--来，CWND将按照指数形;式扩大，这就是所谓的慢启动。慢启动算法的理由是，TCP模块刚开始发送数据时并不知道网络的实际情况，需要用一种试探的方式平滑地增加CWND的大小。

但是如果不施加其他手段，慢启动必然使得CWND很快膨胀(可见慢启动其实不慢)并最终导致网络拥塞。因此TCP拥塞控制中定义了另一个重要的状态变量:慢启动门限，(slow start threshold size, ssthresh)。 当CWND的大小超过该值时，TCP 拥塞控制将进人拥塞避免阶段。

拥塞避免算法使得CWND按照线性方式增加，从而减缓其扩大。RFC 5681中提到了如下两种实现方式:

• 每个RTT时间内按照上式 计算新的CWND，而不论该RTT时间内发送端收到多少个确认。
• 每收到一个对新数据的确认报文段，就按照下式来更新CWND.

CWND+= SMSS* SMSS/CWND

图中粗略地描述了慢启动和拥塞避免发生的时机和区别。该图中，我们以SMSS为单位来显示CWND (实际上它是以字节为单位的)，以次数为单位来显示RTT,这只是为了方便讨论问题。此外，我们假设当前的ssthresh是16SMSS大小(当然，实际的ssthresh 显然远不止这么大)。

以上我们讨论了发送端在未检测到拥塞时所采用的积极避免拥塞的方法。接下来介绍拥塞发生时(可能发生在慢启动阶段或者拥塞避免阶段)拥塞控制的行为。不过我们先要搞清楚发送端是如何判断拥塞已经发生的。发送端判断拥塞发生的依据有如下两个:

• 传输超时，或者说TCP重传定时器溢出。
• 接收到重复的确认报文段。

拥塞控制对这两种情况有不同的处理方式。对第一种情况仍然 使用慢启动和拥塞避免。对第二种情况则使用快速重传和快速恢复(如果是真的发生拥塞的话)。注意，第二种情况如果发生在重传定时器溢出之后，则也被拥塞控制当成第一种情况来对待。如果发送端检测到拥塞发生是由于传输超时，即上述第一种情况，那么它将执行重传并做如下调整:

ssthresh=max ( FlightSize/2，2*SMSS)
CWMD<=SMSS

其中FlightSize是已经发送但未收到确认的字节数。这样调整之后，CWMD将小于SMSS，那么也必然小于新的慢启动门限值ssthresh (因为根据上式， 它一定不小于SMSS的2倍)，故而拥塞控制再次进人慢启动阶段。

快速重传和快速恢复

在很多情况下，发送端都可能接收到重复的确认报文段，比如TCP报文段丢失，或者接收端收到乱序TCP报文段并重排之等。拥塞控制算法需要判断当收到重复的确认报文段时，网络是否真的发生了拥塞，或者说TCP报文段是否真的丢失了。具体做法是:发送端如果连续收到3个重复的确认报文段，就认为是拥塞发生了。然后它启用快速重传和快速恢复算法来处理拥塞，过程如下:

1. 当收到第3个重复的确认报文段时，按照上式计算shresh,然后立即重传丢失的报文段，并按照下式 设置CWND.

CWND=ssthresh+3*SMSS

2. 每次收到1个重复的确认时，设置CWND=CWND+SMSS.此时发送端可以发送新的TCP报文段(如果新的CWND允许的话)。
3. 当收到新数据的确认时，设置CWND=ssthresh (ssthresh 是新的慢启动门限值，由第一步计算得到)。