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SYN和ACK(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和接收的能力。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和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

    即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

    即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

    即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 = (α * 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