系列文章目录
由于因特网的实现是一个分层架构，为了防止篇幅过大，笔者不想一篇文章就写完想表达的所有内容，于是会以系列文章的方式，主要内容包括TCP/IP分层架构、网络层的最短路径算法：Dijkstra算法的实现细节，传输层的TCP传输控制协议的拥塞控制、流量控制以及握手和挥手，和应用层的DNS服务。
前言
TCP(Transmission Control Protocol 传输控制协议)是TCP/IP中位于传输层的一个协议，主要用于在尽力而为的无连接的IP层之上，提供可靠的、面向连接的网络服务。与它同层的另一个协议叫UDP(User Datagram Protocol 用户数据报协议)，它是一种无连接、不可靠的协议，可以简单地认为TCP是UDP的一个超集（IP协议的基本传输单元是datagram，我猜UDP是以这个来命名的）。由于UDP只管往目标服务器发送数据报，而不管收没收到，先后顺序，会不会淹没接收方，线路会不会变拥塞，所以TCP的握手、挥手、确认重传、流量控制和拥塞控制等功能就值得我们去探索，接下来让我们看看它是怎么实现这些功能的。
连接建立
在操作系统中有一个端口(Port)的概念，相信大家已经很熟悉了，最常用的端口就是80端口，如果看到访问网页没有加端口，其实就是默认访问了该网站的80端口。两台电脑中的程序要进行通信时，需要服务端监听一个端口，等待入境请求，客户端也是启动一个程序监听一个端口，因为客户端也需要接受服务端的应答。在传输层，通过以下这个五元组来唯一标识一对客户端和服务端：
| 客户端IP地址 | 客户端端口 | 服务端IP地址 | 服务端端口 | 协议 |
最后一列协议是为了区分TCP和UDP(没错，UDP也需要这个，它最大的作用大概就是，在IP层的端到端之上提供了两个应用程序之间的通信服务)。
在两个应用程序进行通信之前，需要确定双方是否都有能力通信，TCP通过三次握手来建立一个连接，连接建立过程中是作为TCP基本传输单元的段(segment)的段头在起区分作用，其格式如下：
| 源端口 | 目标端口 | |||||||||
| 序号 | ||||||||||
| 确认号 | ||||||||||
| TCP头长度 | CWR | ECE | URG | ACK | PSH | RST | SYN | FIN | 窗口大小 | |
| 校验和 | 紧急指针 | |||||||||
| 选项(0或32位的倍数) | ||||||||||
| 数据(可选) | ||||||||||
三次握手的过程是这样的，客户端首先发送一个设置了SYN标志位并且序号为x的段到服务端（序号是一个自增的序列号，表示发送方当前段的顺序，确认号代表期待对方的下一个序号），表示请求建立连接，如果服务端事先监听了指定的端口，那么它会回复一个设置了SYN和ACK标志位的并且序号为y，确认号为x+1段，表示我已收到你的连接请求，并且同意你的连接，期待你下次x+1的请求。
当客户端收到这个请求时，它就可以确定连接已经建立了，但问题是服务端并不知道自己发送的段有没有被客户端收到，于是就需要第三次握手，客户端向服务端发送一个设置了ACK标志位，序号为x+1，确认号为y+1的段。因为在第三次握手前服务端已经同意了连接请求，于是第三次握手时客户端可以顺带发送数据了，当服务端收到这个请求后，它也可以确定连接已经建立，整个过程如下图所示：
确认重传
在连接建立之后，双方发送的段都需要另一方的回应，以确定自己发送的段被接收到了。比如第三次握手时发送的[ACK,序号x+1,确认号y+1]，如果服务端收到这个请求，则会回复[ACK,序号y+1，确认号x+2]，客户端收到这个回应时就知道自己的段被正确接收了。
上面说的是正常情况下的反应，不正常情况中代表性的大致有以下两种：
- 客户端到服务端之间的传输线路中某个子网通信断开，导致段丢失，服务器没收到。
- 客户端到服务端之间的传输线路没有问题，但是其中某个子网出现了拥塞，导致段被卡在了那里，段可能延迟很久才会到达服务端。
这两种情况分别代表着段丢失、段延迟，而在客户端看来，它发的序号为x+1的段就是没被接收到的，判断机制是这样的，客户端等待一段时间，如果这个段没被对方回复确认，则会重新发送该段，直到收到对方的回复为止。因为第四种情况会导致段延迟到达，可能客户端的重发段还比第一次发出的段早到达，TCP采用累积确认(更多的细节请看下面流量控制小节)的机制，来防止序列号重复的段被接收。
流量控制
客户端在不知道服务端承载能力的情况下，可能会发出超过服务端承载能力的数据，从而导致服务端承受不住，出现丢包、内存溢出等现象。为了防止这种情况发生，TCP发明了自己的流量控制机制。
缓冲区
在讨论缓存区这个概念之前，我们先想象一个场景，假设接收方一次只能接收一个段，绑定接收方端口的应用程序现在被操作系统进程调度机制给阻塞了，段在这个时候被发送方给发了过来，接收方没有办法处理，就会导致丢包现象发生。
于是TCP会维护一个缓存区，或者说消息队列，操作系统收到段时不直接提供给对应的应用程序，而是先缓存在内存中来，当应用程序有消费能力时，再到队列中消费。而且队列的大小是有限的，接收方可以在应答发送方时，在段头的窗口大小里告知我方的队列大小。(这里的消息队列是被精简描述了，实际上会涉及操作系统内核缓冲区、用户态缓冲区、DMA等相关细节，并且里面有很多优化空间)
滑动窗口
把缓冲区的概念升华一下，就可以变成滑动窗口，滑动窗口是实现流量控制的关键。滑动窗口，主要分为两部分，一部分是发送窗口，一部分是接收窗口，通信双方都持有这两个窗口，一个用来发送段，一个用来接收段。
发送窗口的格式如下所示：
[已发送，已确认]表示数据发出并且得到了确认，这部分数据其实已经可以清出缓存了，[发送窗口]表示发送方允许发送的序列范围，它的大小等于接收方的[接收窗口]大小，如图2所示。
其中[已发送，未确认]表示还未得到接收方回复的段，这些段后面可能会重发，所以需要一直保存在缓存里面。?TCP为了保证给应用程序消费的数据是按照它原本的顺序来的，采用了累计确认机制。一个段可以被消费的前提是小于它的段都已经被接收，就像图2中序号13没有被接收到，所以14-17的段都不可被消费。
[未发送，待发送]可以被应用程序写入，然后等待TCP实体(TCP实体和上文的TCP的不同在于，TCP实体是操作系统实现TCP协议的软件，一般以内核软件的形式存在)发送。
[不可发送]则表示应用程序提交的段超过了接收方允许的范围，因此TCP实体不会发送它。当[已发送，未确认]中的某个段收到确认时，发送窗口会发送右移，属于[已发送，未确认]的段变成[已发送，已确认]的段，[不可发送]中最左边的一个段变成[未发送，待发送]的一个段，这样来达到持续确认、发送的目的。
流量控制除了滑动窗口机制，还有一些优化机制，比如在接收方告知发送方窗口大小时的Clark算法、发送方等不及接收回应的窗口探测算法等。
拥塞控制
拥塞控制和流量控制有些相似，主要的区别在于：流量控制解决的是高速的发送方淹没低速的接收方的问题，拥塞控制解决的是发送方和接收方之间链路的带宽与延时问题，即网络拥塞。拥塞控制解决的不仅仅是接收方承载能力问题，还有发送方与接收方之间相关路径的链路的负载问题，更明白的讲，是为了防止超过相关链路上的路由器可以承受的数据报数量。
另外一个原因是，TCP不仅仅是一家公司的协议，而是整个Internet上都在用的协议，所以它不能只顾及发送接收双方的利益，而要考虑同在这些链路上传输信息的更多的发送和接收方，为了在有限的资源里，利益最大化，只有人人都不内卷而是朝着共同目标努力！
确认时钟
确认时钟指的是发送方发送数据的速率，一个段从发送方到接收方会经过很多能力不同的网络，发送方所处的Ethernet带宽是1Gbps，发送过程中有个5Mbps的ADSL线路，那么一个段被发出去到确认段回来，肯定会收到带宽较小的网络的影响，所以最好的发送速率就是接收到确认段的速率，也就是5Mbps，如果以这个速率发送数据包，沿途中的任何路由器都不会产生缓存队列。
慢启动
速率之后是窗口大小，也就是一次性突发数据大小，它的值是拥塞窗口和流量窗口中的较小者，分别代表着发送方认为的大小和接收方认为的大小。
拥塞窗口大小一开始被设定为1个MSS(最大段大小Maximum Segment Size，一种防止IP层分段的技术，1个MSS就是一个段)大小，得到一个确认之后就+1。第一个段被确认后，窗口大小变成2，于是会发送2个段，这时候就会收到2个确认，从而变成4个段，4个段都确认之后变成8个段。表现为2的N次方式增长。图3展示了一个慢启动过程的例子。
慢启动阈值
慢启动不是无限制的增长的，它必须有一个阈值，一开始可以将慢启动阈值设置为流量窗口的大小，因为它不能超过接收方给出的流量窗口大小。
TCP采用丢包表示出现拥塞的信号，因为这代表着网络中有路由器出现队列，并且数据量超过了队列长度，从而导致了丢包。所以当TCP发送方的某个段计时器超时时，慢启动阈值将被设为拥塞窗口一半的大小，为什么是一半呢？打个比方，通过慢启动算法，拥塞窗口被设为了16，然后这个时候出现了丢包，那么在上一个往返时间里的拥塞窗口就应该是一个更好的估算值，也就是8。然后拥塞窗口被设为0，重新开始慢启动。
线性增长/拥塞避免
当慢启动一切正常，到达慢启动阈值之前都没有发送丢包时，还有另一个判断：拥塞窗口超过慢启动阈值时。这种情况下不能继续使用慢启动了，因为很可能导致拥塞出现，于是将增长方式从慢启动的指数增长变成线性增长。也就是说原来收到一个确认增加一个MSS，现在是一个往返时间只增加一个MSS，而不管往返时间里共发送了多少个段。这个算法在其他文章里也称为拥塞避免。如图4所示。
快速重传
前面通过超时来判断丢包有一个优化点：必须等保守的超时器超时才能检测到丢包出现。于是可以采用这种机制：假设接收方收到了序列号为5的包，这时应该预期收到6，结果收到了7，这说明了段6很可能丢失了，所以接收方直接发送一个重复确认段给发送方，确认号是5。
当发送方收到这个重复确认时，它重发确认号的下一个段(5的下一个是6)。这样可以快速反应段的丢失。TCP使用三个重复确认代表出现丢包的标识，这时的处理方式和出现超时时一样，慢启动阈值变成拥塞窗口的一般，重新开始慢启动。
快速恢复
慢启动+线性增长+快速重传的组合算法被称为TCP Tahoe 是1988年的一个拥塞算法版本，在后来的1990年出现了一个优化版本TCP Reno。它就是在TCP Tahoe的快速重传里增加了一个快速恢复机制。所谓快速恢复就是指，除了三次握手后的第一次启动和超时丢包时使用慢启动算法，其他时候不应该重新来一遍慢启动，应该继续以当前拥塞窗口一半的速率(确认时钟)来发送段，这样可以防止网络从一个非常大的速率突然降到极小，可以起到缓冲作用。所以快速恢复将慢启动阈值设置为拥塞窗口的一半，但是以线性增长的方式继续递增，TCP Reno的全貌如图4所示。?
连接释放
当客户端不再想发送数据时，它发送一个设置了FIN标志位的段给服务端，表示我现在没有数据可发了，服务端收到后会先看自己还没有没未回复的信息，如果有则先回复一个置了ACK的段，表示我收到了，但是还有点事。这次客户端不会立即关闭连接，等到服务端认为自己没有数据再发时，它就再发送一个设置了FIN标志位的段给客户端，这时连接才算释放。这里总共经过了四次，所以连接释放叫四次挥手，如果在服务端收到第一个客户端发来的FIN时，已经确定没有消息回复了，那么可以同时设置FIN和ACK，由此变成3次挥手。四次挥手整个过程如下所示：
总结
TCP/IP体系结构在Internet上工作了这么多年没有被淘汰，一定有其深层次原因，所以我认为学习它的必要性很大，对日后的工作也有指导作用，所谓树要想长得越高，根就要越深。在本文章中，有一些内容没有完全展开，比如为什么连接建立需要三次握手，连接释放需要四次挥手，读者如果对这方面好奇，可以继续深入研究，笔者就不展开了。