TCP三次握手
TCP面向连接单播，通过三次握手建立连接，四次挥手关闭一个连接。通信双方必须建立一条连接(所谓连接其实就是 内存内存一份关于对方的IP 端口信息)。TCP可视为字节流，会处理IP层或以下层的丢包重复以及错误，在连接建立过程中，双方需要交换一些连接的参数 这些参数可以放在TCP头部。
tcp头部结构
0 15 16 31
|16位源端口号 | 16位目的端口号.|
32 63
| 32位序号 |
64 95
| 32位确认号 |
96 99 100 105 106 107 108 109 110 111 112 127
|四位头部长度|6位保留|URG|ACK|PSH|RST|SYN|FIN|16位窗口大小|
128 143 159
| 16位校验和 | 16位紧急指针|
160
| 选项最多40字节 |
序列号(SN)：标识当前TCP报文中的第一个字节在对应方向的传输中对于的字节序号。一次TCP通信(从TCP连接建立到断开)过程中会对某一个传输方向上的字节流中的每一个字节编号，例如A要向B发送一个包含500000字节的文件，并且规定最大报文段长度MSS为1000字节，数据流首字节编号为0，该TCP将为数据流构建500个报文段，给第一个报文段分配序列号0(0-999)，第二个报文段分配序列号1000(1000-1999)，第3个报文段分配序列号2000…。通过序列号TCP接收端可以识别出重复接受到的TCP包，从而丢弃重复包，同时对于乱序数据包也可以依靠序列号进行重排序组合。
当SYN标志位有效时此次报文的序列号也叫做ISN(initial sequence number) ISN会用一种随机算法来计算 不一定是0， 如果AB之间的新旧连接使用了相同的端口号，如果用0这种顺序ISN可能会出现 已终止的连接(上次连接)的报文 对当前连接产生影响 如果用时间产生随机数来做ISN 这种情况就可以避免。
确认序号(ACK)：期望收到对方下一个报文段的第一个字节的序号,举个例子 假设A已经收到了来自B编号为0-535的所有字节，之后A打算发一个报文给B，则A会在其确认序号字段填上536。再举一个例子，A已经收到了来自B包含字节0-535的报文段，以及另一个包含字节900-1000的报文段。A为了重构B的字节流，A需要含536-899的B报文，所以在A向B发报文段的确认序号会填536(TCP只确认流中到第一个丢失的字节为止之前的字节 即只会确认到535)。900-1000这个报文段又叫失序报文段，如何处理这种报文段，程序员可以自己规定，可以丢弃这个报文段，也可以保留并等待缺失的报文(536-899)(实际中一般采用后面这种)。
首部长度(数据偏移)：以4字节位单位，最大1111— TCP首部最长154字节60字节
保留：6位 保留为今后使用 目前置为0
确认ACK: 为1 ，表示确认号字段有效，TCP规定在建立连接(三次握手后)后所传达的所有报文段都必须把ACK置为1
RST：置1 复位相应的TCP连接,标识要求对方重新建立连接
同步SYN:*仅在三次握手建立TCP连接时有效，当SYN=1 ACK=0时表示这是一个连接请求报文段，对方若同意建立连接，则应在响应报文中令SYN=1 ACK=1表示同意建立连接。即SYN=1表示这是一个连接请求或连接接受报文。
终止FIN：置1 表明此报文段的发送方的数据已经发送完毕，并要求释放这个连接关系
窗口:指发送本报文段的这方的接收窗口(而不是自己的发送窗口)，是TCP流量控制的一个手段，它告诉对方本端TCP接收缓冲区还能容纳多少字节的数据，这样对方可以控制发送数据的速度。
校验和：检验首部和数据两部分。在计算校验和时需要加上12字节的伪头部
选项中有一个四字节的MSS，mss字段在TCP数据包的首部，是告知对方自己能一次能接收的最大数据部分的长度(不含头部长度)，MSS只出现在SYN数据报中。
客户端在connect函数的底层会做3次握手的操作
第一次握手，建立连接时客户端先发SYN=1，序列号为x（ISN）的包给服务器，并且进入SYN_SENT状态(连接请求已发送)，等待服务器确认。(客户端能确认自己的发ok)
第二次握手，服务器收到SYN=1的包,必须确认客户端SYN包(确认ACK要置为1 )，同时自己也发送一个SYN包(SYN要置为1 )，服务器进入SYN_RECV状态表示同步收到。(收到信息服务器能确认自己的收ok,客户端发ok 服务器发信息 能确认自己发ok) 服务器在收到SYN包后会为该TCP连接发配缓存和变量。
前两次握手报文不能携带数据
第三次握手，客户端收到服务器的SYN=1,ACK=1的包向服务器发送确认包(ACK=1),此包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED 已建立连接状态。(客户端收到 确认自己收ok以及服务器发ok 服务器收到ack后确认客户端收ok)
客户端在收到服务器的应答报文后，会为该TCP连接分配缓存和变量。
第三次握手报文可以携带数据
序列号(SN)：标识当前TCP报文中的第一个字节在对应方向的传输中对于的字节序号。一次TCP通信(从TCP连接建立到断开)过程中会对某一个传输方向上的字节流中的每一个字节编号，例如A要向B发送一个包含500000字节的文件，并且规定最大报文段长度MSS为1000字节，数据流首字节编号为0，该TCP将为数据流构建500个报文段，给第一个报文段分配序列号0(0-999)，第二个报文段分配序列号1000(1000-1999)，第3个报文段分配序列号2000…。通过序列号TCP接收端可以识别出重复接受到的TCP包，从而丢弃重复包，同时对于乱序数据包也可以依靠序列号进行重排序组合。
当SYN标志位有效时此次报文的序列号也叫做ISN(initial sequence number) ISN会用一种随机算法来计算 不一定是0， 如果AB之间的新旧连接使用了相同的端口号，如果用0这种顺序ISN可能会出现 已终止的连接(上次连接)的报文 对当前连接产生影响 如果用时间产生随机数来做ISN 这种情况就可以避免。
确认序号(ACK)：期望收到对方下一个报文段的第一个字节的序号,举个例子 假设A已经收到了来自B编号为0-535的所有字节，之后A打算发一个报文给B，则A会在其确认序号字段填上536。再举一个例子，A已经收到了来自B包含字节0-535的报文段，以及另一个包含字节900-1000的报文段。A为了重构B的字节流，A需要含536-899的B报文，所以在A向B发报文段的确认序号会填536(TCP只确认流中到第一个丢失的字节为止之前的字节 即只会确认到535)。900-1000这个报文段又叫失序报文段，如何处理这种报文段，程序员可以自己规定，可以丢弃这个报文段，也可以保留并等待缺失的报文(536-899)(实际中一般采用后面这种)。
A收到B序列号为900长度为101字节(900-1000)的报文，于是A给B发的报文中把确认号设置为1000+1=1001
SYN泛洪攻击
在第二次握手中，服务器收到客户端发来的SYN报文会为这条TCP连接分配变量和内存。如果之后客户端不发送第三次握手的SYN ACK报文来完成第三次握手，最终(一分半左右)服务器将终止该连接并挥手资源。SYN泛洪攻击指的是，攻击者作为客户端 发送大量TCP SYN报文段消耗服务器的连接资源，但是不完成第三步握手， 大量的连接请求将会导致服务器的资源消耗殆尽。使用一种叫SYN cookie的方法来进行防御
在服务器接受到SYN报文后不知道是合法用户还是SYN泛洪攻击的一部分，因此服务器不会为这个连接分配变量和内存(不生成半开连接)，但服务器为这个连接生成一个TCP ISN(初始序列号 序列号由SYN报文中的源和目的IP 以及一个仅该服务器知道的秘密数计算生成的)，这个ISN被称为SYN cookie，但是服务器并不记忆该cookie 以及任何与此SYN报文相关的信息。服务器以此ISN为序列号发送三次挥手中的第二步 SYN ACK报文。
如果对方没有回ACK报文，则没关系因为没有为之前的SYN报文分配资源。
如果对方回了ACK报文(合法用户)，这个合法的ACK报文中的ack如果是正确的化因该是SYN cookie+1，服务器由这个客户端ACK报文的的源和目的IP 以及一个仅该服务器知道的秘密数计算生成的)去重算cookie，如果这个cookie == 此报文的ack-1则服务器认为此ACK确实是之前的那个SYN ACK是正常的，服务器再为这个连接分配资源。
服务器接收到一个TCP报文其端口号和源IP与此服务器上运行的TCP连接的所有套接字都不匹配，则服务器会向源发送一个特殊重置报文(该报文RST置为1)，相当于告诉源我没有那个报文对应的TCP套接字，不要再发送该报文段了。
此机制可被攻击者用来测试服务器上哪些端口没有被防火强隔绝，攻击者向服务器发送某个端口的SYN报文，会有三种结果
1 攻击者收到服务器的SYN ACK报文 这意味着服务器上确实有TCP节点在这个端口运行
2 服务器接收到RST报文，这意味着SYN报文确实到达了服务器，并且没有TCP节点在使用我们发送的端口。但攻击者至少知道该报文没有被服务器的任何防火墙拦截。
3 攻击者什么也没收到，则报文很可能被防火墙拦截了。
TCP滑动窗口
滑动窗口是一种流量控制计数，早期的网络通信中，通信双方不会考虑网络的拥挤情况，直接发送数据，由于大家都不知道网络的拥塞状况，同时发送数据导致中间节点阻塞掉包，谁也发不了数据。滑动窗口协议是用来改善吞吐量的技术，允许发送方再接收任何应答之前传送附加的包，，接收方告诉发送方再某时刻能发送
TCP连接的两端都有对应的发送缓存和接收缓存，TCP收到数据后存入接收缓存，相应的进程去接收缓存中取数据，如果进程长时间不去接收缓存中取数据将导致接收缓存区溢出。TCP提供了流量控制服务，以消除接收方溢出的可能性，流量控制服务是个速度匹配服务，匹配接收方接收速率的发送方发送速率。(TCP发送方也可能因为网络的拥塞而被遏制，这方面的控制叫拥塞控制)
假设下面的TCP过程中丢弃失序的报文段，TCP通过让发送方一个称为接收窗口的TCP头变量来进行流量控制。
接收方会在头中存入当前接收缓存还有多少空间可用来提醒发送端。
举个例子 A向B发送一个大文件B为A向B的TCP连接分配了一个接收缓存，用RECVBUFFER来表示其大小(B的接收缓存)。B进程不时地从缓存中读数据
定义以下变量
LAST_BYTE_READ B上的应用程序从接收缓存读出的数据流的最后一个字节编号
LAST_BYTE_RCVD 从网络中到达B并被B的TCP将数据流放入接收缓存的最后一个字节编号(接收缓存中的最新的一个字节的编号)
LAST_BYTE_RCVD - LAST_BYTE_READ<=RECVBUFFER 为了保证缓存不溢出需要满足
当前滑动窗口的大小为 rwnd = RECVBUFFER - (LAST_BYTE_RCVD - LAST_BYTE_READ)B余下的接收缓存空间还有多少 ，B必须实时地跟踪LAST_BYTE_RCVD，LAST_BYTE_READ这两个变量的变化。并且将rwnd的大小存入TCP头来告诉A还余下多少空间。
主机A也需要跟踪两个变量
LAST_BYTE_SEND A发送的最后一个字节的编号
LAST_BYTE_ACKED B确认收到的最后一个字节的编号
LAST_BYTE_SEND - LAST_BYTE_ACKED就是A已经发出去了但还未被确认接收到的字节数
只要A保证在连接过程中 LAST_BYTE_SEND - LAST_BYTE_ACKED<=rwnd B的接收缓存就不会溢出
注意一个细节，当B rwnd=0接收缓存已满，在TCP将rwnd=0告诉A后 并且之后B没有任何数据要发给A，B上的进程慢慢将读缓存中数据读出来，此时如果TCP并不向主机A发送带有rwnd新值的报文(实际上TCP仅当在它有数据或有确认报文要发时才会发送报文段给另一方)，A是不可能知道B的接收缓存又有空间了，继续再向B发数据。 此时A相当于被阻塞无法再发出数据。
所以TCP规范中规定：当B的rwnd=0,主机A会继续发送只有一个字节数据的报文段 要B应答，在B的缓存开始清空 B将会应答新的rwnd信息给A。
TCP四次挥手
TCP连接中两端的任何一个进程都能终止该连接，当连接结束后TCP连接所用到的缓存和变量将被释放。举个例子
1客户端进程发出连接释放报文，并停止发送数据。释放报文的首部FIN被置为1，释放报文可以携带数据，并且消耗一个序号seq=u为上次接收的最后一个字节编号+1。此时客户端进入FIN_WAIT_1状态。
2服务器收到连接释放报文，发出确认报文ACK置为1，ack=u+1并带上自己的序列号seq=v,此时服务器进入CLOSE_WAIT状态,TCP向应用程序报告客户端申请释放连接了，客户端没有数据要发送了，但是再CLOSE_WAIT时间内服务器发送数据客户端依然要接收。
3客户端收到服务器的确认报文后，客户端进入FIN_WAIT_2状态，等待服务器发送释放报文。在FIN_WAIT_2期间客户端依然要接受服务器发送的数据。
4服务器在CLOSE_WAIT(FIN_WAIT_2)期间内将最后的所有数据发送完后，向客户端发送连接释放报文，FIN被置为1,ack=u+1,seq=w(w=v+剩余数据的大小)，在释放报文发送完毕后服务器进入LAST_ACK最后确认状态等待客户端的确认。
5客户端收到服务器的释放报文后，必须发出确认报文,ACK置为1 swq = u+1 ack=w+1
此后客户端进入TIME_WAIT状态，注意此时TCP连接还没有释放，必须经过2*MSL(最长报文段寿命)的时间后，当客户端撤销相应的TCP后 客户端进入CLOSED状态。
客户端的释放ACK报文丢失(当客户端又收到服务器的FIN报文 则客户端知道之前的ACK报文丢失 会重传ACK并再次等待2MSL) 在TIME_WAIT状态内会重传释放ACK报文
6服务器只要收到客户端发出的撤销确认报文后，立即撤销TCP 结束这次的TCP连接进入CLOSED状态
可以看出服务器结束的时间比客户端早了一点
如果已经建立了连接，但是客户端突然出现故障了怎么办？
TCP还设有一个保活计时器，显然，客户端如果出现故障，服务器不能一直等下去，白白浪费资源。服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位这个计时器，时间通常是设置为2小时，若两小时还没有收到客户端的任何数据，服务器就会发送一个探测报文段，以后每隔75秒钟发送一次。若一连发送10个探测报文仍然没反应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭连接。
多进程TCP并发
多客户端连接服务器
父进程等待并接收(accept)客户端的连接，每接受到一个连接fd 开一个子进程去通信的执行业务代码
/* tcp服务器socket()->bind()->listen()->accept()->{recv send}->recv->close*/#include <arpa/inet.h>#include <stdio.h>#include <unistd.h> //read write#include <string.h> // strlen#include <stdlib.h>#include <signal.h>#include <sys/wait.h>#include <errno.h>void sig_handler(int num);int main(){//1 创建用于监听的套接字int sock_listen = socket(PF_INET, SOCK_STREAM, 0); //ipv4 AF_INET SOCK_STREAM, 0tcp协议//socket fd 并非真实文件 而是内核中的一块读写缓冲区if (sock_listen == -1){perror("socket:");exit(-1);}//2 绑定 socket 绑定 服务器ip和端口struct sockaddr_in sa_sever;sa_sever.sin_family = AF_INET; //ipv4协议族 用AF_INET也一样inet_pton(AF_INET, "192.168.91.0", &sa_sever.sin_addr.s_addr); //网络字节序整型ip// sa_sever.sin_addr.s_addr = 0;//INADDR_ANY = 0代表 0.0.0.0代表任意地址 其实是代表服务器上的多个网卡的ip地址 通过这多个网卡地址 都能访问服务器sa_sever.sin_port = htons(9999); //网络字节序整型端口 主机字节序转网络字节序int ret = bind(sock_listen, (struct sockaddr *)&sa_sever, sizeof(sa_sever));if (ret == -1){perror("bind:");exit(-1);}//3 监听// cat / proc / sys / net / core / somaxconn 一个端口的最大监听队列的长度// 一个端口最多可以监听多少个可能连接的客户端 4096 将传入的socket变为被动的socket(socket函数创建的都是主动型的)// 这个socket将被accept函数用于监听是否有对应的连接请求(listen不阻塞 accept阻塞)// sockfd socket函数得到的文件描述符// backlog sockfd对应的等待连接队列的最大长度// 如果客户端请求时，服务器的等待连接队列满了，客户端的connect将会得到一个ECONNERFUSED错误。// 这个最大队列长度一般设定为 未连接(未完成三次握手队列) + 已连接队列(以完成三次握手队列)// 的最大长度 未连接队列最大长度 cat / proc / sys / net / ipv4 / tcp_max_syn_backlog// 成功返回0 失败返回 - 1ret = listen(sock_listen, 128);if (ret == -1){perror("listen:");exit(-1);}//信号回调来实现子进程资源回收！！！sigset_t set;sigemptyset(&set);sigaddset(&set, SIGCHLD); //为了防止 回调函数还没注册成功 就已经有子进程死亡了 先阻塞SIGCHLD信号sigprocmask(SIG_BLOCK, &set, NULL);//捕捉子进程死亡时发送的SIGCHILD信号//注册SIGCHLD的信号的回调函数struct sigaction act;act.sa_flags = 0; //表示使用sa_handler来进行函数回调act.sa_handler = sig_handler;sigaction(SIGCHLD, &act, NULL);sigemptyset(&act.sa_mask); //清空临时阻塞信号集表示 在执行回调函数时不阻塞任何信号//注册完回调函数后 解除SG的阻塞sigprocmask(SIG_UNBLOCK, &set, NULL);//4 多个等待客户端连接 阻塞while (1) //主线程就用来等待和连接客户端 以及回收子进程资源{struct sockaddr_in client_addr; //用于接收客户端的socket地址信息socklen_t len = (socklen_t)sizeof(client_addr);int sock_com = accept(sock_listen, (struct sockaddr *)&client_addr, &len); //返回用于和客户端通信的 sockfd//注意 等待连接的过程中 如果有信号中断了系统调用(accept) 将会产生错误accept将不再阻塞 return EINTR错误！！！if (sock_com == -1){if (errno == EINTR) //accept被信号中断才产生的错误 不用管继续等待连接continue;perror("accept:");exit(-1);}//为新的客户端连接 创造子线程 专用于与那个客户端通信pid_t pid = fork();if (pid == 0) //子进程{//输出连接上的客户端信息//accept得到的客户端信息char client_ip[16];inet_ntop(AF_INET, &client_addr.sin_addr.s_addr, client_ip, sizeof(client_ip)); //网络字节序的整型 需要先转成主机字节序的字符串unsigned short client_port = ntohs(client_addr.sin_port); //网络字节序整型 转为主机字节序整型printf("client ip:%s port:%d\n", client_ip, client_port); //客户端因为不需要bind所以客户端的os会随机为客户端分配一个端口 通信双方不需要端口相同 端口号只是标识了是那个ip主机的哪个进程在通信//5 通信//获取客户端数据char recvbuf[1024] = {0};while (1){int len_read = read(sock_com, recvbuf, sizeof(recvbuf)); //无数据 阻塞if (len_read == -1){perror("read:");exit(-1);}else if (len_read == 0){//客户端断开连接 写端关闭 则读端读返回0printf("client closed\n");}else if (len_read > 0)printf("recv from client %s\n", recvbuf);//向客户端发送数据 回射数据write(sock_com, recvbuf, strlen(recvbuf) + 1); //+1将/0也发送过去}close(sock_com);exit(0); //子进程结束 不可能正常结束因为是while1 也没有检测键盘}else if (pid == -1) //fork失败{perror("fork:");exit(-1);}}//6 关闭文件sock描述符// close(sock_com);close(sock_listen);return 0;}void sig_handler(int num){printf("捕获到的信号编号为：%d\n", num); //num=14 SIGALRM//回收子进程资源if (num == SIGCHLD){//wait(NULL); //回收子进程资源//20个信号这样 并不能完全回收//当多个信号连续到来会造成后面来的信号被忽略//在执行相依信号的回调函数体时 那个信号是被阻塞的//,所以当子进程死亡 发出多个SG信号 SG信号都是未决的 只有第一个信号//(1-31)信号集无法记录目前有多少个xxx信号未决或阻塞，//只能知道目前有xxx信号未决或阻塞。---不支持排队// 从开始注册信号到注册成功这段时间里，有n个SIGCHID信号产生的话，// 那么第一个产生的SIGCHID会抢先将未决位置为1，余下的n-1个SIGCHID被丢弃，// 然后当阻塞解除之后，信号处理函数发现这时候对应信号的未决位为1，继而执行函数处理该信号，// 处理函数中的while循环顺带将其他n-1子进程也一网打尽了，在这期间未决位的状态只经历了两次变化，即0->1->0while (1) // 一次信号触发为了防止 有连续的SG信号到来 有的信号没看到//这里用个循环回收连续(很快)死亡的子进程的资源{//死循环 快速地检查是否有子进程死亡 快速地回收//回调函数 占用的是父进程的资源 相当于暂时中断 去处理这个信号 处理完回到父进程//waitpid 和 SIGCHLD 没关系，即使是某个子进程对应的 SIGCHLD 丢失了，//只要父进程在任何一个时刻调用了 waitpid，那么这个进程还是可以被回收的int ret = waitpid(-1, NULL, WNOHANG); //回收所有子进程资源 不阻塞 一次调用回收一个子进程资源if (ret > 0) //回收到了一个子进程printf("child %d die\n", ret);else if (ret == 0) //还有子进程 在运行break; //中断结束 回到父进程else if (ret == -1) //无子进程在运行break; //中断结束 回到父进程}}
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