TCP

1、TCP和UDP的区别

TCP是一个面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层协议。
而UDP是一个面向无连接的传输层协议。
具体来分析,和 UDP 相比,TCP 有三大核心特性:

  1. 面向连接。所谓的连接,指的是客户端和服务器的连接,在双方互相通信之前,TCP 需要三次握手建立连接,而 UDP 没有相应建立连接的过程。
  2. 可靠性。TCP 花了非常多的功夫保证连接的可靠,这个可靠性体现在哪些方面呢?一个是有状态,另一个是可控制。

TCP 会精准记录哪些数据发送了,哪些数据被对方接收了,哪些没有被接收到,而且保证数据包按序到达,不允许半点差错。这是有状态。
当意识到丢包了或者网络环境不佳,TCP 会根据具体情况调整自己的行为,控制自己的发送速度或者重发。这是可控制。
相应的,UDP 就是无状态, 不可控的。

  1. 面向字节流。UDP 的数据传输是基于数据报的,这是因为仅仅只是继承了 IP 层的特性,而 TCP 为了维护状态,将一个个 IP 包变成了字节流。

    2、TCP三次握手的过程

    image.png
    从最开始双方都处于CLOSED状态。然后服务端开始监听某个端口,进入了LISTEN状态。
    然后客户端主动发起连接,发送 SYN , 自己变成了SYN-SENT状态。
    服务端接收到,返回SYNACK(对应客户端发来的SYN),自己变成了SYN-REVD
    之后客户端再发送ACK给服务端,自己变成了ESTABLISHED状态;服务端收到ACK之后,也变成了ESTABLISHED状态。
    另外需要注意的是,从图中可以看出,SYN 是需要消耗一个序列号的,下次发送对应的 ACK 序列号要加1,只需要记住一个规则:

    凡是需要对端确认的,一定消耗TCP报文的序列号。

SYN 需要对端的确认, 而 ACK 并不需要,因此 SYN 消耗一个序列号而 ACK 不需要。

为什么不是两次?

根本原因: 无法确认客户端的接收能力。
分析如下:
如果是两次,在发了 SYN 报文想握手,但是这个包滞留在了当前的网络中迟迟没有到达,TCP 以为这是丢了包,于是重传,两次握手建立好了连接。
看似没有问题,但是连接关闭后,如果这个滞留在网路中的包到达了服务端呢?这时候由于是两次握手,服务端只要接收到然后发送相应的数据包,就默认建立连接,但是现在客户端已经断开了。

为什么不是四次?

三次握手的目的是确认双方发送接收的能力。但为了解决问题,三次就足够了,再多用处就不大了。

三次握手过程中可以携带数据么?

第三次握手的时候,可以携带。前两次握手不能携带数据。
如果前两次握手能够携带数据,那么一旦有人想攻击服务器,那么他只需要在第一次握手中的 SYN 报文中放大量数据,那么服务器势必会消耗更多的时间内存空间去处理这些数据,增大了服务器被攻击的风险。
第三次握手的时候,客户端已经处于ESTABLISHED状态,并且已经能够确认服务器的接收、发送能力正常,这个时候相对安全了,可以携带数据。

同时打开会怎样?

如果双方同时发 SYN报文,状态变化会是怎样的呢?
这是一个可能会发生的情况。
状态变迁如下:
image.png
在发送方给接收方发SYN报文的同时,接收方也给发送方发SYN报文
发完SYN,两者的状态都变为SYN-SENT
在各自收到对方的SYN后,两者状态都变为SYN-REVD
接着会回复对应的ACK + SYN,这个报文在对方接收之后,两者状态一起变为ESTABLISHED
这就是同时打开情况下的状态变迁。

3、TCP四次挥手的过程

image.png
刚开始双方处于ESTABLISHED状态。
客户端要断开了,向服务器发送 FIN 报文,在 TCP 报文中的位置如下图:
image.png
发送后客户端变成了FIN-WAIT-1状态。注意, 这时候客户端同时也变成了half-close(半关闭)状态,即无法向服务端发送报文,只能接收。
服务端接收后向客户端确认,变成了CLOSED-WAIT状态。
客户端接收到了服务端的确认,变成了FIN-WAIT2状态。
随后,服务端向客户端发送FIN,自己进入LAST-ACK状态,
客户端收到服务端发来的FIN后,自己变成了TIME-WAIT状态,然后发送 ACK 给服务端。
这个时候,客户端需要等待足够长的时间,具体来说,是 2 个 MSL(Maximum Segment Lifetime,报文最大生存时间), 在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发请求,那么表示 ACK 成功到达,挥手结束,否则客户端重发 ACK。

等待2MSL的意义

如果不等待,客户端直接关闭,当服务端还有很多数据包要给客户端发,且还在路上的时候,若客户端的端口此时刚好被新的应用占用,那么就接收到了无用数据包,造成数据包混乱。所以,最保险的做法是等服务器发来的数据包都结束再启动新的应用。
这样说一个 MSL 不就不够了吗,为什么要等待 2 MSL?

  • 1 个 MSL 确保四次挥手中主动关闭方最后的 ACK 报文最终能达到对端
  • 1 个 MSL 确保对端没有收到 ACK 重传的 FIN 报文可以到达

这就是等待 2MSL 的意义。

为什么是四次挥手而不是三次?

因为服务端在接收到FIN, 往往不会立即返回FIN, 必须等到服务端所有的报文都发送完毕了,才能发FIN。因此先发一个ACK表示已经收到客户端的FIN,延迟一段时间才发FIN。这就造成了四次挥手。
如果是三次挥手会有什么问题?
等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手,这个时候长时间的延迟可能会导致客户端误以为FIN没有到达客户端,从而让客户端不断的重发FIN。

同时关闭会怎样?

如果客户端和服务端同时发送 FIN ,状态会如何变化?如图所示:
image.png

4、半连接队列和SYN Fload攻击的关系

三次握手前,服务端的状态从CLOSED变为LISTEN, 同时在内部创建了两个队列:半连接队列和全连接队列,即SYN队列和ACCEPT队列。

半连接队列

当客户端发送SYN到服务端,服务端收到以后回复ACK和SYN,状态由LISTEN变为SYN_RCVD,此时这个连接就被推入了SYN队列,也就是半连接队列。

全连接队列

当客户端返回ACK, 服务端接收后,三次握手完成。这个时候连接等待被具体的应用取走,在被取走之前,它会被推入另外一个 TCP 维护的队列,也就是全连接队列(Accept Queue)。

SYN Flood 攻击原理

SYN Flood 属于典型的 DoS/DDoS 攻击。其攻击的原理很简单,就是用客户端在短时间内伪造大量不存在的 IP 地址,并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言,会产生两个危险的后果:

  1. 处理大量的SYN包并返回对应ACK, 势必有大量连接处于SYN_RCVD状态,从而占满整个半连接队列,无法处理正常的请求。
  2. 由于是不存在的 IP,服务端长时间收不到客户端的ACK,会导致服务端不断重发数据,直到耗尽服务端的资源。

    如何应对 SYN Flood 攻击?

  • 增加 SYN 连接,也就是增加半连接队列的容量。
  • 减少 SYN + ACK 重试次数,避免大量的超时重发。
  • 利用 SYN Cookie 技术,在服务端接收到SYN后不立即分配连接资源,而是根据这个SYN计算出一个Cookie,连同第二次握手回复给客户端,在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值,服务端验证 Cookie 合法之后才分配连接资源。

    5、TCP报文头部的字段

    报文头部结构如下(单位为字节):
    image.png

    源端口、目标端口

    如何标识唯一标识一个连接?答案是 TCP 连接的四元组——源 IP、源端口、目标 IP 和目标端口。
    那 TCP 报文没有源 IP 和目标 IP ,因为在 IP 层就已经处理了 IP 。TCP 只需要记录两者的端口即可。

    序列号

    Sequence number, 指的是本报文段第一个字节的序列号。
    从图中可以看出,序列号是一个长为 4 个字节,也就是 32 位的无符号整数,表示范围为 0 ~ 2^32 - 1。如果到达最大值了后就循环到0。
    序列号在 TCP 通信的过程中有两个作用:

  • 在 SYN 报文中交换彼此的初始序列号。

  • 保证数据包按正确的顺序组装。

    ISN

    Initial Sequence Number(初始序列号),在三次握手的过程当中,双方会用过SYN报文来交换彼此的 ISN
    ISN 并不是一个固定的值,而是每 4 ms 加一,溢出则回到 0,这个算法使得猜测 ISN 变得很困难。
    如果 ISN 被攻击者预测到,要知道源 IP 和源端口号都是很容易伪造的,当攻击者猜测 ISN 之后,直接伪造一个 RST 后,就可以强制连接关闭的,这是非常危险的。
    而动态增长的 ISN 大大提高了猜测 ISN 的难度。

    确认号

    ACK(Acknowledgment number)。用来告知对方下一个期望接收的序列号,小于ACK的所有字节已经全部收到。

    标记位

    常见的标记位有SYN,ACK,FIN,RST,PSH
    SYN 和 ACK 已经在上文说过,后三个解释如下: FIN:即 Finish,表示发送方准备断开连接。
    RST:即 Reset,用来强制断开连接。
    PSH:即 Push, 告知对方这些数据包收到后应该马上交给上层的应用,不能缓存。

    窗口大小

    占用两个字节,也就是 16 位,但实际上是不够用的。因此 TCP 引入了窗口缩放的选项,作为窗口缩放的比例因子,这个比例因子的范围在 0 ~ 14,比例因子可以将窗口的值扩大为原来的 2 ^ n 次方。

    校验和

    占用两个字节,防止传输过程中数据包有损坏,如果遇到校验和有差错的报文,TCP 直接丢弃之,等待重传。

    可选项

    可选项的格式如下:
    image.png
    常用的可选项有以下几个:

  • TimeStamp: TCP 时间戳,后面详细介绍。

  • MSS: 指的是 TCP 允许的从对方接收的最大报文段。
  • SACK: 选择确认选项。
  • Window Scale:窗口缩放选项。

    6、TCP快速打开的原理(TFO)

    优化后的 TCP 握手流程,也就是 TCP 快速打开(TCP Fast Open, 即TFO)的原理。
    优化的过程是这样的, SYN Flood 攻击时提到的 SYN Cookie ,这个 Cookie 不是浏览器的Cookie, 用它同样可以实现 TFO。

    TFO 流程

    首轮三次握手

    首先客户端发送SYN给服务端,服务端接收到。
    现在服务端不是立刻回复 SYN + ACK,而是通过计算得到一个SYN Cookie, 将这个Cookie放到 TCP 报文的 Fast Open选项中,然后才给客户端返回。
    客户端拿到这个 Cookie 的值缓存下来。后面正常完成三次握手。
    首轮三次握手就是这样的流程。而后面的三次握手就不一样!

    后面的三次握手

    在后面的三次握手中,客户端会将之前缓存的 Cookie、SYN 和HTTP请求发送给服务端,服务端验证了 Cookie 的合法性,如果不合法直接丢弃;如果是合法的,那么就正常返回SYN + ACK。
    重点来了,现在服务端能向客户端发 HTTP 响应了!这是最显著的改变,三次握手还没建立,仅仅验证了 Cookie 的合法性,就可以返回 HTTP 响应了。
    当然,客户端的ACK还得正常传过来。
    流程如下:
    image.png
    注意: 客户端最后握手的 ACK 不一定要等到服务端的 HTTP 响应到达才发送,两个过程没有任何关系。

    TFO 的优势

    TFO 的优势并不在与首轮三次握手,而在于后面的握手,在拿到客户端的 Cookie 并验证通过以后,可以直接返回 HTTP 响应,充分利用了1 个RTT(Round-Trip Time,往返时延)的时间提前进行数据传输,积累起来还是一个比较大的优势。

    7、TCP报文中时间戳的作用

    timestamp是 TCP 报文首部的一个可选项,一共占 10 个字节,格式如下:

    1. kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节)

    其中 kind = 8, length = 10, info 有两部分构成: timestamp和timestamp echo,各占 4 个字节。
    TCP 的时间戳主要解决两大问题:

  • 计算往返时延 RTT(Round-Trip Time)

  • 防止序列号的回绕问题

    计算往返时延 RTT

    在没有时间戳的时候,计算 RTT 会遇到的问题如下图所示:
    image.png
    如果以第一次发包为开始时间的话,就会出现左图的问题,RTT 明显偏大,开始时间应该采用第二次的;
    如果以第二次发包为开始时间的话,就会导致右图的问题,RTT 明显偏小,开始时间应该采用第一次发包的。
    实际上无论开始时间以第一次发包还是第二次发包为准,都是不准确的。
    那这个时候引入时间戳就很好的解决了这个问题。
    比如现在 a 向 b 发送一个报文 s1,b 向 a 回复一个含 ACK 的报文 s2 那么:

  • step 1: a 向 b 发送的时候,timestamp 中存放的内容就是 a 主机发送时的内核时刻 ta1。

  • step 2: b 向 a 回复 s2 报文的时候,timestamp 中存放的是 b 主机的时刻 tb, timestamp echo字段为从 s1 报文中解析出来的 ta1。
  • step 3: a 收到 b 的 s2 报文之后,此时 a 主机的内核时刻是 ta2, 而在 s2 报文中的 timestamp echo 选项中可以得到 ta1, 也就是 s2 对应的报文最初的发送时刻。然后直接采用 ta2 - ta1 就得到了 RTT 的值。

    防止序列号回绕问题

    现在来模拟一下这个问题。
    序列号的范围其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示,缩小一下这个区间,假设范围是 0 ~ 4,那么到达 4 的时候会回到 0。
第几次发包 发送字节 对应序列号 状态
1 0 ~ 1 0 ~ 1 成功接收
2 1 ~ 2 1 ~ 2 滞留在网络中
3 2 ~ 3 2 ~ 3 成功接收
4 3 ~ 4 3 ~ 4 成功接收
5 4 ~ 5 0 ~ 1 成功接收,序列号从0开始
6 5 ~ 6 1 ~ 2 ???

假设在第 6 次的时候,之前还滞留在网络中的包回来了,那么就有两个序列号为1 ~ 2的数据包了,怎么区分谁是谁呢?这个时候就产生了序列号回绕的问题。
那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题,因为每次发包的时候都是将发包机器当时的内核时间记录在报文中,那么两次发包序列号即使相同,时间戳也不可能相同,这样就能够区分开两个数据包了。

8、TCP超时重传时间是如何计算的

TCP 具有超时重传机制,即间隔一段时间没有等到数据包的回复时,重传这个数据包。
这个重传间隔也叫做超时重传时间(Retransmission TimeOut, 简称RTO),它的计算跟上面提到的 RTT 密切相关。

经典方法

经典方法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed round trip time,即平滑往返时间),没产生一次新的 RTT. 就根据一定的算法对 SRTT 进行更新,具体而言,计算方式如下(SRTT 初始值为0):

  1. SRTT = * SRTT) + ((1 - α) * RTT)

其中,α 是平滑因子,建议值是0.8,范围是0.8 ~ 0.9。
拿到 SRTT,就可以计算 RTO 的值了:

  1. RTO = min(ubound, max(lbound, β * SRTT))

β 是加权因子,一般为1.3 ~ 2.0, lbound 是下界,ubound 是上界。
其实这个算法过程还是很简单的,但是也存在一定的局限,就是在 RTT 稳定的地方表现还可以,而在 RTT 变化较大的地方就不行了,因为平滑因子 α 的范围是0.8 ~ 0.9, RTT 对于 RTO 的影响太小。

标准方法

为了解决经典方法对于 RTT 变化不敏感的问题,后面又引出了标准方法,也叫Jacobson / Karels 算法。
一共有三步。
第一步: 计算SRTT,公式如下:

  1. SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT

注意这个时候的 α跟经典方法中的α取值不一样了,建议值是1/8,也就是0.125。
第二步: 计算RTTVAR(round-trip time variation)这个中间变量。

  1. RTTVAR = (1 - β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|)

β 建议值为 0.25。这个值是这个算法中出彩的地方,也就是说,它记录了最新的 RTT 与当前 SRTT 之间的差值,在后续感知到 RTT 的变化提供了帮助。
第三步: 计算最终的RTO:

  1. RTO = µ * SRTT + * RTTVAR

µ建议值取1, ∂建议值取4。
这个公式在 SRTT 的基础上加上了最新 RTT 与它的偏移,从而很好的感知了 RTT 的变化,这种算法下,RTO 与 RTT 变化的差值关系更加密切。

9、TCP流量控制

对于发送端和接收端而言,TCP 需要把发送的数据放到发送缓存区, 将接收的数据放到接收缓存区。
而流量控制索要做的事情,就是在通过接收缓存区的大小,控制发送端的发送。如果对方的接收缓存区满了,就不能再继续发送了。
要具体理解流量控制,首先需要了解滑动窗口的概念。

TCP 滑动窗口

TCP 滑动窗口分为两种: 发送窗口和接收窗口。

发送窗口

发送端的滑动窗口结构如下:
image.png
其中包含四大部分:

  • 已发送且已确认
  • 已发送但未确认
  • 未发送但可以发送
  • 未发送也不可以发送

其中有一些重要的概念,标注在图中:
image.png
发送窗口就是图中被框住的范围。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被确认,NXT 即next, 表示下一个发送的位置。

接收窗口

接收端的窗口结构如下:
image.png
REV 即 receive,NXT 表示下一个接收的位置,WND 表示接收窗口大小。

流量控制过程

这里不用太复杂的例子,以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程。
首先双方三次握手,初始化各自的窗口大小,均为 200 个字节。
假如当前发送端给接收端发送 100 个字节,那么此时对于发送端而言,SND.NXT 当然要右移 100 个字节,也就是说当前的可用窗口减少了 100 个字节,这很好理解。
现在这 100 个到达了接收端,被放到接收端的缓冲队列中。不过此时由于大量负载的原因,接收端处理不了这么多字节,只能处理 40 个字节,剩下的 60 个字节被留在了缓冲队列中。
注意了,此时接收端的情况是处理能力不够用啦,发送端少发点,所以此时接收端的接收窗口应该缩小,具体来说,缩小 60 个字节,由 200 个字节变成了 140 字节,因为缓冲队列还有 60 个字节没被应用拿走。
因此,接收端会在 ACK 的报文首部带上缩小后的滑动窗口 140 字节,发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。
此时对于发送端而言,已经发送且确认的部分增加 40 字节,也就是 SND.UNA 右移 40 个字节,同时发送窗口缩小为 140 个字节。
这也就是流量控制的过程。尽管回合再多,整个控制的过程和原理是一样的。

10、TCP的拥塞控制

上面所说的流量控制发生在发送端跟接收端之间,并没有考虑到整个网络环境的影响,如果说当前网络特别差,特别容易丢包,那么发送端就应该注意一些了。而这,也正是拥塞控制需要处理的问题。
对于拥塞控制来说,TCP 每条连接都需要维护两个核心状态:

  • 拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)
  • 慢启动阈值(Slow Start Threshold,ssthresh)

涉及到的算法有这几个:

  • 慢启动
  • 拥塞避免
  • 快速重传和快速恢复

接下来,一一拆解这些状态和算法。首先,从拥塞窗口说起。

拥塞窗口

拥塞窗口(Congestion Window,cwnd)是指目前自己还能传输的数据量大小。
那么之前介绍了接收窗口的概念,两者有什么区别呢?

  • 接收窗口(rwnd)是接收端给的限制
  • 拥塞窗口(cwnd)是发送端的限制

限制的是发送窗口的大小。
有了这两个窗口,如何来计算发送窗口?

  1. 发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)

取两者的较小值。而拥塞控制,就是来控制cwnd的变化。

慢启动

刚开始进入传输数据的时候,不知道现在的网路到底是稳定还是拥堵的,如果做的太激进,发包太急,那么疯狂丢包,造成雪崩式的网络灾难。
因此,拥塞控制首先就是要采用一种保守的算法来慢慢地适应整个网路,这种算法叫慢启动。运作过程如下:

  • 首先,三次握手,双方宣告自己的接收窗口大小
  • 双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)大小
  • 在开始传输的一段时间,发送端每收到一个 ACK,拥塞窗口大小加 1,也就是说,每经过一个 RTT,cwnd 翻倍。如果说初始窗口为 10,那么第一轮 10 个报文传完且发送端收到 ACK 后,cwnd 变为 20,第二轮变为 40,第三轮变为 80,依次类推。

它的阈值叫做慢启动阈值,当 cwnd 到达这个阈值之后,控制 cwnd 的大小。这就是拥塞避免做的事情了。

拥塞避免

原来每收到一个 ACK,cwnd 加1,现在到达阈值了,cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。仔细算算,一轮 RTT 下来,收到 cwnd 个 ACK, 那最后拥塞窗口的大小 cwnd 总共才增加 1。
也就是说,以前一个 RTT 下来,cwnd翻倍,现在cwnd只是增加 1 而已。
当然,慢启动和拥塞避免是一起作用的,是一体的。

11、快速重传和快速恢复

快速重传

在 TCP 传输的过程中,如果发生了丢包,即接收端发现数据段不是按序到达的时候,接收端的处理是重复发送之前的 ACK。
比如第 5 个包丢了,即使第 6、7 个包到达的接收端,接收端也一律返回第 4 个包的 ACK。当发送端收到 3 个重复的 ACK 时,意识到丢包了,于是马上进行重传,不用等到一个 RTO 的时间到了才重传。
这就是快速重传,它解决的是是否需要重传的问题。

选择性重传

既然要重传,那么只重传第 5 个包还是第5、6、7 个包都重传呢?
当然第 6、7 个都已经到达了,已经传过去干嘛还要传,干脆记录一下哪些包到了,哪些没到,针对性地重传。
在收到发送端的报文后,接收端回复一个 ACK 报文,那么在这个报文首部的可选项中,就可以加上SACK这个属性,通过left edge和right edge告知发送端已经收到了哪些区间的数据报。因此,即使第 5 个包丢包了,当收到第 6、7 个包之后,接收端依然会告诉发送端,这两个包到了。剩下第 5 个包没到,就重传这个包。这个过程也叫做选择性重传(SACK,Selective Acknowledgment),它解决的是如何重传的问题。

快速恢复

当然,发送端收到三次重复 ACK 之后,发现丢包,觉得现在的网络已经有些拥塞了,自己会进入快速恢复阶段。
在这个阶段,发送端如下改变:

  • 拥塞阈值降低为 cwnd 的一半
  • cwnd 的大小变为拥塞阈值
  • cwnd 线性增加

    12、Nagle 算法和延迟确认

    Nagle 算法

    试想一个场景,发送端不停地给接收端发很小的包,一次只发 1 个字节,那么发 1 千个字节需要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的,不光是传输的时延消耗,发送和确认本身也是需要耗时的,频繁的发送接收带来了巨大的时延。
    而避免小包的频繁发送,这就是 Nagle 算法要做的事情。
    具体来说,Nagle 算法的规则如下:

  • 当第一次发送数据时不用等待,就算是 1byte 的小包也立即发送

  • 后面发送满足下面条件之一就可以发了:

    • 数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)
    • 之前所有包的 ACK 都已接收到

      延迟确认

      试想这样一个场景,当收到了发送端的一个包,然后在极短的时间内又接收到了第二个包,那是一个个地回复,还是稍微等一下,把两个包的 ACK 合并后一起回复呢?
      延迟确认(delayed ack)所做的事情,就是后者,稍稍延迟,然后合并 ACK,最后才回复给发送端。TCP 要求这个延迟的时延必须小于500ms,一般操作系统实现都不会超过200ms。
      不过需要主要的是,有一些场景是不能延迟确认的,收到了就要马上回复:
  • 接收到了大于一个 frame 的报文,且需要调整窗口大小

  • TCP 处于 quickack 模式(通过tcp_in_quickack_mode设置)
  • 发现了乱序包

    两者一起使用会怎样?

    前者意味着延迟发,后者意味着延迟接收,会造成更大的延迟,产生性能问题。

    13、TCP 的 keep-alive

    都听说过http 的keep-alive, 不过 TCP 层面也是有keep-alive机制,而且跟应用层不太一样。
    试想一个场景,当有一方因为网络故障或者宕机导致连接失效,由于 TCP 并不是一个轮询的协议,在下一个数据包到达之前,对端对连接失效的情况是一无所知的。
    这个时候就出现了 keep-alive, 它的作用就是探测对端的连接有没有失效。
    在 Linux 下,可以这样查看相关的配置:

    1. sudo sysctl -a | grep keepalive
    2. // 每隔 7200 s 检测一次
    3. net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200
    4. // 一次最多重传 9 个包
    5. net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9
    6. // 每个包的间隔重传间隔 75 s
    7. net.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75

    不过,现状是大部分的应用并没有默认开启 TCP 的keep-alive选项,为什么?
    站在应用的角度:

  • 7200s 也就是两个小时检测一次,时间太长

  • 时间再短一些,也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连接