tcp协议解析：
TCP在网络OSI的七层模型中的第四层——Transport层，IP在第三层——Network层，ARP在第二层——Data Link层。在第二层上的数据，我们叫Frame，在第三层上的数据叫Packet，第四层的数据叫Segment。
我们程序的数据首先会打到TCP的Segment中，然后TCP的Segment会打到IP的Packet中，然后再打到以太网Ethernet的Frame中，传到对端后，各个层解析自己的协议，然后把数据交给更高层的协议处理
TCP头格式
TCP数据段格式
●源、目标端口号字段：占16比特。TCP协议通过使用"端口"来标识源端和目标端的应用进程。端口号可以使用0到65535之间的任何数字。在收到服务请求时，操作系统动态地为客户端的应用程序分配端口号。在服务器端，每种服务在"众所周知的端口"（Well-Know Port）为用户提供服务。
●顺序号字段：占32比特。用来标识从TCP源端向TCP目标端发送的数据字节流，它表示在这个报文段中的第一个数据字节。
●确认号字段：占32比特。只有ACK标志为1时，确认号字段才有效。它包含目标端所期望收到源端的下一个数据字节。
●头部长度字段：占4比特。给出头部占32比特的数目。没有任何选项字段的TCP头部长度为20字节；最多可以有60字节的TCP头部。
●标志位字段（U、A、P、R、S、F）：占6比特。各比特的含义如下：
◆URG：紧急指针（urgent pointer）有效。
◆ACK：确认序号有效。
◆PSH：接收方应该尽快将这个报文段交给应用层。
◆RST：重建连接。
◆SYN：发起一个连接。
◆FIN：释放一个连接。
●窗口大小字段：占16比特。此字段用来进行流量控制。单位为字节数，这个值是本机期望一次接收的字节数。
●TCP校验和字段：占16比特。对整个TCP报文段，即TCP头部和TCP数据进行校验和计算，并由目标端进行验证。
●紧急指针字段：占16比特。它是一个偏移量，和序号字段中的值相加表示紧急数据最后一个字节的序号。
●选项字段：占32比特。可能包括"窗口扩大因子"、"时间戳"等选项。
TCP三次握手
1、TCP建立连接的三次握手过程
TCP会话通过三次握手来初始化。三次握手的目标是使数据段的发送和接收同步。同时也向其他主机表明其一次可接收的数据量（窗口大小），并建立逻辑连接。这三次握手的过程可以简述如下：
●源主机发送一个同步标志位（SYN）置1的TCP数据段。此段中同时标明初始序号（Initial Sequence Number，ISN）。ISN是一个随时间变化的随机值。
●目标主机发回确认数据段，此段中的同步标志位（SYN）同样被置1，且确认标志位（ACK）也置1，同时在确认序号字段表明目标主机期待收到源主机下一个数据段的序号（即表明前一个数据段已收到并且没有错误）。此外，此段中还包含目标主机的段初始序号。
●源主机再回送一个数据段，同样带有递增的发送序号和确认序号。
三次握手
所谓三次握手（Three-Way Handshake）即建立TCP连接，就是指建立一个TCP连接时，需要客户端和服务端总共发送3个包以确认连接的建立。在socket编程中，这一过程由客户端执行connect来触发，整个流程如下图所示：
图2 TCP三次握手
（1）第一次握手：Client将标志位SYN置为1，随机产生一个值seq=J，并将该数据包发送给Server，Client进入SYN_SENT状态，等待Server确认。
（2）第二次握手：Server收到数据包后由标志位SYN=1知道Client请求建立连接，Server将标志位SYN和ACK都置为 1，ack=J+1，随机产生一个值seq=K，并将该数据包发送给Client以确认连接请求，Server进入SYN_RCVD状态。
（3）第三次握手：Client收到确认后，检查ack是否为J+1，ACK是否为1，如果正确则将标志位ACK置为1，ack=K+1，并将该数据包发 送给Server，Server检查ack是否为K+1，ACK是否为1，如果正确则连接建立成功，Client和Server进入 ESTABLISHED状态，完成三次握手，随后Client与Server之间可以开始传输数据了。
SYN***：
在三次握手过程中，Server发送SYN-ACK之后，收到Client的ACK之前的TCP连接称为半连接（half-open connect），此时Server处于SYN_RCVD状态，当收到ACK后，Server转入ESTABLISHED状态。SYN***就是 Client在短时间内伪造大量不存在的IP地址，并向Server不断地发送SYN包，Server回复确认包，并等待Client的确认，由于源地址 是不存在的，因此，Server需要不断重发直至超时，这些伪造的SYN包将产时间占用未连接队列，导致正常的SYN请求因为队列满而被丢弃，从而引起网 络堵塞甚至系统瘫痪。SYN***时一种典型的DDOS***，检测SYN***的方式非常简单，即当Server上有大量半连接状态且源IP地址是随机的，则 可以断定遭到SYN***了，使用如下命令可以让之现行：
#netstat -nap | grep SYN_RECV
三、四次挥手
三次握手耳熟能详，四次挥手估计就，所谓四次挥手（Four-Way Wavehand）即终止TCP连接，就是指断开一个TCP连接时，需要客户端和服务端总共发送4个包以确认连接的断开。在socket编程中，这一过程由客户端或服务端任一方执行close来触发，整个流程如下图所示：
图3 TCP四次挥手
由于TCP连接时全双工的，因此，每个方向都必须要单独进行关闭，这一原则是当一方完成数据发送任务后，发送一个FIN来终止这一方向的连接，收到一个 FIN只是意味着这一方向上没有数据流动了，即不会再收到数据了，但是在这个TCP连接上仍然能够发送数据，直到这一方向也发送了FIN。首先进行关闭的 一方将执行主动关闭，而另一方则执行被动关闭，上图描述的即是如此。
（1）第一次挥手：Client发送一个FIN，用来关闭Client到Server的数据传送，Client进入FIN_WAIT_1状态。
（2）第二次挥手：Server收到FIN后，发送一个ACK给Client，确认序号为收到序号+1（与SYN相同，一个FIN占用一个序号），Server进入CLOSE_WAIT状态。
（3）第三次挥手：Server发送一个FIN，用来关闭Server到Client的数据传送，Server进入LAST_ACK状态。
（4）第四次挥手：Client收到FIN后，Client进入TIME_WAIT状态，接着发送一个ACK给Server，确认序号为收到序号+1，Server进入CLOSED状态，完成四次挥手。
上面是一方主动关闭，另一方被动关闭的情况，实际中还会出现同时发起主动关闭的情况，具体流程如下图：
图4 同时挥手
流程和状态在上图中已经很明了了，在此不再赘述，可以参考前面的四次挥手解析步骤。
另外，有几个事情需要注意一下：
关于建立连接时SYN超时。试想一下，如果server端接到了clien发的SYN后回了SYN-ACK后 client掉线了，server端没有收到client回来的ACK，那么，这个连接处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，server端如果在一定时间内没有收到的TCP会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻售，5次的重试时间间隔为 1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才会把断开这个连接。
关于SYN Flood***。一些恶意的人就为此制造了SYN Flood***——给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，***者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事——当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），如果是***者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个 SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。请注意，请先千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为，synccookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。对于正常的请求，你应该调整三个TCP参数可供你选择，第一个是：tcp_synack_retries 可以用他来减少重试次数；第二个是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN连接数；第三个是：tcp_abort_on_overflow 处理不过来干脆就直接拒绝连接了。
关于ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然会出问题的——比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number 可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过2^32，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过Maximum Segment Lifetime（缩写为MSL），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。
关于 MSL 和 TIME_WAIT。通过上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎么来的了。我们注意到，在TCP的状态图中，从TIME_WAIT状态到CLOSED状态，有一个超时设置，这个超时设置是 2*MSL（RFC793定义了MSL为2分钟，Linux设置成了30s）为什么要这有TIME_WAIT？为什么不直接给转成CLOSED状态呢？主要有两个原因：1）TIME_WAIT确保有足够的时间让对端收到了ACK，如果被动关闭的那方没有收到Ack，就会触发被动端重发Fin，一来一去正好2个 MSL，2）有足够的时间让这个连接不会跟后面的连接混在一起（要知道，有些自做主张的路由器会缓存IP数据包，如果连接被重用了，那么这些延迟收到的包就有可能会跟新连接混在一起）。你可以看看这篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》
关于TIME_WAIT数量太多。从上面的描述我们可以知道，TIME_WAIT是个很重要的状态，但是如果在大并发的短链接下，TIME_WAIT 就会太多，这也会消耗很多系统资源。只要搜一下，你就会发现，十有八九的处理方式都是教你设置两个参数，一个叫tcp_tw_reuse，另一个叫tcp_tw_recycle的参数，这两个参数默认值都是被关闭的，后者recyle比前者resue更为激进，resue要温柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需设置tcp_timestamps=1，否则无效。这里，你一定要注意，打开这两个参数会有比较大的坑——可能会让TCP连接出一些诡异的问题（因为如上述一样，如果不等待超时重用连接的话，新的连接可能会建不上。正如官方文档上说的一样“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。
关于tcp_tw_reuse。官方文档上说tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保证协议的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在两边都被打开（你可以读一下tcp_twsk_unique的源码 ）。我个人估计还是有一些场景会有问题。
关于tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打开了话，会假设对端开启了tcp_timestamps，然后会去比较时间戳，如果时间戳变大了，就可以重用。但是，如果对端是一个NAT网络的话（如：一个公司只用一个IP出公网）或是对端的IP被另一台重用了，这个事就复杂了。建链接的SYN可能就被直接丢掉了（你可能会看到connection time out的错误）（如果你想观摩一下Linux的内核代码，请参看源码 tcp_timewait_state_process）。
关于tcp_max_tw_buckets。这个是控制并发的TIME_WAIT的数量，默认值是180000，如果超限，那么，系统会把多的给destory掉，然后在日志里打一个警告（如：time wait bucket table overflow），官网文档说这个参数是用来对抗DDoS***的。也说的默认值180000并不小。这个还是需要根据实际情况考虑。
Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle来解决TIME_WAIT的问题是非常非常危险的，因为这两个参数违反了TCP协议（RFC 1122）
其实，TIME_WAIT表示的是你主动断连接，所以，这就是所谓的“不作死不会死”。试想，如果让对端断连接，那么这个破问题就是对方的了，呵呵。另外，如果你的服务器是于HTTP服务器，那么设置一个HTTP的KeepAlive有多重要（浏览器会重用一个TCP连接来处理多个HTTP请求），然后让客户端去断链接（你要小心，浏览器可能会非常贪婪，他们不到万不得已不会主动断连接）。
数据传输中的Sequence Number
下图是我从Wireshark中截了个我在访问coolshell.cn时的有数据传输的图给你看一下，SeqNum是怎么变的。（使用Wireshark菜单中的Statistics ->Flow Graph… ）
你可以看到，SeqNum的增加是和传输的字节数相关的。上图中，三次握手后，来了两个Len:1440的包，而第二个包的SeqNum就成了1441。然后第一个ACK回的是1441，表示第一个1440收到了。
注意：如果你用Wireshark抓包程序看3次握手，你会发现SeqNum总是为0，不是这样的，Wireshark为了显示更友好，使用了Relative SeqNum——相对序号，你只要在右键菜单中的protocol preference 中取消掉就可以看到“AbsoluteSeqNum”了
TCP重传机制
TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。
注意，接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包，比如，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了。
超时重传机制
一种是不回ack，一直等待3，当发送方发现收不到3的ack超时后，会重传3。一旦接收方收到3后，ack回传4——意味着3和4都收到了。
但是，这种方式会有比较严重的问题，那就是因为要死等3，所以会导致4和5即便已经收到了，而发送方也完全不知道发生了什么事，因为没有收到Ack，所以，发送方可能会悲观地认为也丢了，所以有可能也会导致4和5的重传。
对此有两种选择：
一种是仅重传timeout的包。也就是第3份数据。
另一种是重传timeout后所有的数据，也就是第3，4，5这三份数据。
这两种方式有好也有不好。第一种会节省带宽，但是慢，第二种会快一点，但是会浪费带宽，也可能会有无用功。但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长（在下篇会说TCP是怎么动态地计算出timeout的）
快速重传机制
于是，TCP引入了一种叫Fast Retransmit 的算法，不以时间驱动，而以数据驱动重传。也就是说，如果，包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传。Fast Retransmit的好处是不用等timeout了再重传。
比如：如果发送方发出了1，2，3，4，5份数据，第一份先到送了，于是就ack回2，结果2因为某些原因没收到，3到达了，于是还是ack回2，后面的4和5都到了，但是还是ack回2，因为2还是没有收到，于是发送端收到了三个ack=2的确认，知道了2还没有到，于是就马上重转2。然后，接收端收到了2，此时因为3，4，5都收到了，于是ack回6。示意图如下：
Fast Retransmit只解决了一个问题，就是timeout的问题，它依然面临一个艰难的选择，就是重转之前的一个还是重装所有的问题。对于上面的示例来说，是重传#2呢还是重传#2，#3，#4，#5呢？因为发送端并不清楚这连续的3个ack(2)是谁传回来的？也许发送端发了20份数据，是#6，#10，#20传来的呢。这样，发送端很有可能要重传从2到20的这堆数据（这就是某些TCP的实际的实现）。可见，这是一把双刃剑。
SACK方法
另外一种更好的方式叫：Selective Acknowledgment(SACK)（参看RFC 2018），这种方式需要在TCP头里加一个SACK的东西，ACK还是Fast Retransmit的ACK，SACK则是汇报收到的数据碎版。参看下图：
这样，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了，哪些没有到。于是就优化了Fast Retransmit的算法。当然，这个协议需要两边都支持。在 Linux下，可以通过tcp_sack参数打开这个功能（Linux2.4后默认打开）。
这里还需要注意一个问题——接收方Reneging，所谓Reneging的意思就是接收方有权把已经报给发送端SACK里的数据给丢了。这样干是不被鼓励的，因为这个事会把问题复杂化了，但是，接收方这么做可能会有些极端情况，比如要把内存给别的更重要的东西。所以，发送方也不能完全依赖SACK，还是要依赖ACK，并维护Time-Out，如果后续的ACK没有增长，那么还是要把SACK的东西重传，另外，接收端这边永远不能把SACK的包标记为Ack。
注意：SACK会消费发送方的资源，试想，如果一个***者给数据发送方发一堆SACK的选项，这会导致发送方开始要重传甚至遍历已经发出的数据，这会消耗很多发送端的资源。详细的东西请参看《TCP SACK的性能权衡》
DuplicateSACK – 重复收到数据的问题
Duplicate SACK又称D-SACK，其主要使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了。RFC-2833 里有详细描述和示例。下面举几个例子（来源于RFC-2833）
D-SACK使用了SACK的第一个段来做标志，
如果SACK的第一个段的范围被ACK所覆盖，那么就是D-SACK
如果SACK的第一个段的范围被SACK的第二个段覆盖，那么就是D-SACK