TCP 是互聯網核心協議之一，本文介紹它的基礎知識。
一、TCP 協議的作用
互聯網由一整套協議構成。TCP 只是其中的一層，有着自己的分工。
最底層的以太網協議（Ethernet）規定了電子信號如何組成數據包（packet），解決了子網內部的點對點通信。
但是，以太網協議不能解決多個局域網如何互通，這由 IP 協議解決。
IP 協議可以連接多個局域網。
IP 協議定義了一套自己的地址規則，稱爲 IP 地址。它實現了路由功能，允許某個局域網的 A 主機，向另一個局域網的 B 主機發送消息。
路由器就是基於 IP 協議。局域網之間要靠路由器連接。
路由的原理很簡單。市場上所有的路由器，背後都有很多網口，要接入多根網線。路由器內部有一張路由表，規定了 A 段 IP 地址走出口一，B 段地址走出口二，......通過這套"指路牌"，實現了數據包的轉發。
（圖片說明：本機的路由表註明了不同 IP 目的地的數據包，要發送到哪一個網口（interface）。）
IP 協議只是一個地址協議，並不保證數據包的完整。如果路由器丟包（比如緩存滿了，新進來的數據包就會丟失），就需要發現丟了哪一個包，以及如何重新發送這個包。這就要依靠 TCP 協議。
簡單說，TCP 協議的作用是，保證數據通信的完整性和可靠性，防止丟包。
二、TCP 數據包的大小
以太網數據包（packet）的大小是固定的，最初是1518字節，後來增加到1522字節。其中， 1500 字節是負載（payload），22字節是頭信息（head）。
IP 數據包在以太網數據包的負載裏面，它也有自己的頭信息，最少需要20字節，所以 IP 數據包的負載最多爲1480字節。
（圖片說明：IP 數據包在以太網數據包裏面，TCP 數據包在 IP 數據包裏面。）
TCP 數據包在 IP 數據包的負載裏面。它的頭信息最少也需要20字節，因此 TCP 數據包的最大負載是 1480 - 20 = 1460 字節。由於 IP 和 TCP 協議往往有額外的頭信息，所以 TCP 負載實際爲1400字節左右。
因此，一條1500字節的信息需要兩個 TCP 數據包。HTTP/2 協議的一大改進， 就是壓縮 HTTP 協議的頭信息，使得一個 HTTP 請求可以放在一個 TCP 數據包裏面，而不是分成多個，這樣就提高了速度。
（圖片說明：以太網數據包的負載是1500字節，TCP 數據包的負載在1400字節左右。）
三、TCP 數據包的編號（SEQ）
一個包1400字節，那麼一次性發送大量數據，就必須分成多個包。比如，一個 10MB 的文件，需要發送7100多個包。
發送的時候，TCP 協議爲每個包編號（sequence number，簡稱 SEQ），以便接收的一方按照順序還原。萬一發生丟包，也可以知道丟失的是哪一個包。
第一個包的編號是一個隨機數。爲了便於理解，這裏就把它稱爲1號包。假定這個包的負載長度是100字節，那麼可以推算出下一個包的編號應該是101。這就是說，每個數據包都可以得到兩個編號：自身的編號，以及下一個包的編號。接收方由此知道，應該按照什麼順序將它們還原成原始文件。
（圖片說明：當前包的編號是45943，下一個數據包的編號是46183，由此可知，這個包的負載是240字節。）
四、TCP 數據包的組裝
收到 TCP 數據包以後，組裝還原是操作系統完成的。應用程序不會直接處理 TCP 數據包。
對於應用程序來說，不用關心數據通信的細節。除非線路異常，收到的總是完整的數據。應用程序需要的數據放在 TCP 數據包裏面，有自己的格式（比如 HTTP 協議）。
TCP 並沒有提供任何機制，表示原始文件的大小，這由應用層的協議來規定。比如，HTTP 協議就有一個頭信息Content-Length，表示信息體的大小。對於操作系統來說，就是持續地接收 TCP 數據包，將它們按照順序組裝好，一個包都不少。
操作系統不會去處理 TCP 數據包裏面的數據。一旦組裝好 TCP 數據包，就把它們轉交給應用程序。TCP 數據包裏面有一個端口（port）參數，就是用來指定轉交給監聽該端口的應用程序。
（圖片說明：系統根據 TCP 數據包裏面的端口，將組裝好的數據轉交給相應的應用程序。上圖中，21端口是 FTP 服務器，25端口是 SMTP 服務，80端口是 Web 服務器。）
應用程序收到組裝好的原始數據，以瀏覽器爲例，就會根據 HTTP 協議的Content-Length字段正確讀出一段段的數據。這也意味着，一次 TCP 通信可以包括多個 HTTP 通信。
五、慢啓動和 ACK
服務器發送數據包，當然越快越好，最好一次性全發出去。但是，發得太快，就有可能丟包。帶寬小、路由器過熱、緩存溢出等許多因素都會導致丟包。線路不好的話，發得越快，丟得越多。
最理想的狀態是，在線路允許的情況下，達到最高速率。但是我們怎麼知道，對方線路的理想速率是多少呢？答案就是慢慢試。
TCP 協議爲了做到效率與可靠性的統一，設計了一個慢啓動（slow start）機制。開始的時候，發送得較慢，然後根據丟包的情況，調整速率：如果不丟包，就加快發送速度；如果丟包，就降低發送速度。
Linux 內核裏面設定了（常量TCP_INIT_CWND），剛開始通信的時候，發送方一次性發送10個數據包，即"發送窗口"的大小爲10。然後停下來，等待接收方的確認，再繼續發送。
默認情況下，接收方每收到兩個 TCP 數據包，就要發送一個確認消息。"確認"的英語是 acknowledgement，所以這個確認消息就簡稱 ACK。
ACK 攜帶兩個信息。
- 期待要收到下一個數據包的編號
- 接收方的接收窗口的剩餘容量
發送方有了這兩個信息，再加上自己已經發出的數據包的最新編號，就會推測出接收方大概的接收速度，從而降低或增加發送速率。這被稱爲"發送窗口"，這個窗口的大小是可變的。
（圖片說明：每個 ACK 都帶有下一個數據包的編號，以及接收窗口的剩餘容量。雙方都會發送 ACK。）
注意，由於 TCP 通信是雙向的，所以雙方都需要發送 ACK。兩方的窗口大小，很可能是不一樣的。而且 ACK 只是很簡單的幾個字段，通常與數據合併在一個數據包裏面發送。
（圖片說明：上圖一共4次通信。第一次通信，A 主機發給B 主機的數據包編號是1，長度是100字節，因此第二次通信 B 主機的 ACK 編號是 1 + 100 = 101，第三次通信 A 主機的數據包編號也是 101。同理，第二次通信 B 主機發給 A 主機的數據包編號是1，長度是200字節，因此第三次通信 A 主機的 ACK 是201，第四次通信 B 主機的數據包編號也是201。）
即使對於帶寬很大、線路很好的連接，TCP 也總是從10個數據包開始慢慢試，過了一段時間以後，才達到最高的傳輸速率。這就是 TCP 的慢啓動。
六、數據包的遺失處理
TCP 協議可以保證數據通信的完整性，這是怎麼做到的？
前面說過，每一個數據包都帶有下一個數據包的編號。如果下一個數據包沒有收到，那麼 ACK 的編號就不會發生變化。
舉例來說，現在收到了4號包，但是沒有收到5號包。ACK 就會記錄，期待收到5號包。過了一段時間，5號包收到了，那麼下一輪 ACK 會更新編號。如果5號包還是沒收到，但是收到了6號包或7號包，那麼 ACK 裏面的編號不會變化，總是顯示5號包。這會導致大量重複內容的 ACK。
如果發送方發現收到三個連續的重複 ACK，或者超時了還沒有收到任何 ACK，就會確認丟包，即5號包遺失了，從而再次發送這個包。通過這種機制，TCP 保證了不會有數據包丟失。
（圖片說明：Host B 沒有收到100號數據包，會連續發出相同的 ACK，觸發 Host A 重發100號數據包。）
tcp和udp區別
TCP是面向有連接的，UDP是面向無連接的
有連接和無連接是什麼意思？
有連接： 通信之前，必須與對端建立一個連接通道，連接斷開後無法發送數據
無連接：不要求建立連接，發送端可以在任何時間自由發送數據，接收端也不知道自己何時從哪裏接收數據，在面向無連接時，接收端需要確認是否收到了數據，即使接收不存在或無法接受數據，發送方也可以將數據發送出去
TCP 提供可靠交付。通過 TCP 連接傳輸的數據，無差錯、不丟失、不重複、並且按序到達。我們都知道 IP 包是沒有任何可靠性保證的，一旦發出去，就像西天取經，走丟了、被妖怪吃了，都只能隨它去。但是 TCP 號稱能做到那個連接維護的程序做的事情，這個下兩節我會詳細描述。而UDP 繼承了 IP 包的特性，不保證不丟失，不保證按順序到達。
再如，TCP 是面向字節流的。發送的時候發的是一個流，沒頭沒尾。IP 包可不是一個流，而是一個個的 IP 包。之所以變成了流，這也是 TCP 自己的狀態維護做的事情。而UDP 繼承了 IP 的特性，基於數據報的，一個一個地發，一個一個地收。
還有TCP 是可以有擁塞控制的。它意識到包丟棄了或者網絡的環境不好了，就會根據情況調整自己的行爲，看看是不是發快了，要不要發慢點。UDP 就不會，應用讓我發，我就發，管它洪水滔天。
因而TCP 其實是一個有狀態服務，通俗地講就是有腦子的，裏面精確地記着發送了沒有，接收到沒有，發送到哪個了，應該接收哪個了，錯一點兒都不行。而 **UDP 則是無狀態服務。** 通俗地說是沒腦子的，天真無邪的，發出去就發出去了。
我們可以這樣比喻，如果 MAC 層定義了本地局域網的傳輸行爲，IP 層定義了整個網絡端到端的傳輸行爲，這兩層基本定義了這樣的基因：網絡傳輸是以包爲單位的，二層叫幀，網絡層叫包，傳輸層叫段。我們籠統地稱爲包。包單獨傳輸，自行選路，在不同的設備封裝解封裝，不保證到達。基於這個基因，生下來的孩子 UDP 完全繼承了這些特性，幾乎沒有自己的思想。
關於tcp你需要注意的幾點
轉載： https://coolshell.cn/articles/11564.html
TCP頭格式
1、TCP的包是沒有IP地址的，那是IP層上的事。但是有源端口和目標端口。
2、一個TCP連接需要四個元組來表示是同一個連接（src_ip, src_port, dst_ip, dst_port）準確說是五元組，還有一個是協議。但因爲這裏只是說TCP協議，所以，這裏我只說四元組。
3、注意上圖中的四個非常重要的東西：
Sequence Number是包的序號，用來解決網絡包亂序（reordering）問題。
Acknowledgement Number就是ACK——用於確認收到，用來解決不丟包的問題。
Window又叫Advertised-Window，也就是著名的滑動窗口（Sliding Window），用於解決流控的。
TCP Flag ，也就是包的類型，主要是用於操控TCP的狀態機的。
4、關於建連接時SYN超時。試想一下，如果server端接到了clien發的SYN後回了SYN-ACK後client掉線了，server端沒有收到client回來的ACK，那麼，這個連接處於一箇中間狀態，即沒成功，也沒失敗。於是，server端如果在一定時間內沒有收到的TCP會重發SYN-ACK。在Linux下，默認重試次數爲5次，重試的間隔時間從1s開始每次都翻售，5次的重試時間間隔爲1s, 2s, 4s, 8s, 16s，總共31s，第5次發出後還要等32s都知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP纔會把斷開這個連接。
5、關於SYN Flood攻擊。一些惡意的人就爲此製造了SYN Flood攻擊——給服務器發了一個SYN後，就下線了，於是服務器需要默認等63s纔會斷開連接，這樣，攻擊者就可以把服務器的syn連接的隊列耗盡，讓正常的連接請求不能處理。於是，Linux下給了一個叫tcp_syncookies的參數來應對這個事——當SYN隊列滿了後，TCP會通過源地址端口、目標地址端口和時間戳打造出一個特別的Sequence Number發回去（又叫cookie），如果是攻擊者則不會有響應，如果是正常連接，則會把這個 SYN Cookie發回來，然後服務端可以通過cookie建連接（即使你不在SYN隊列中）。請注意，請先千萬別用tcp_syncookies來處理正常的大負載的連接的情況。因爲，synccookies是妥協版的TCP協議，並不嚴謹。對於正常的請求，你應該調整三個TCP參數可供你選擇，第一個是：tcp_synack_retries 可以用他來減少重試次數；第二個是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN連接數；第三個是：tcp_abort_on_overflow 處理不過來乾脆就直接拒絕連接了。
6、關於ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然會出問題的——比如：如果連接建好後始終用1來做ISN，如果client發了30個segment過去，但是網絡斷了，於是 client重連，又用了1做ISN，但是之前連接的那些包到了，於是就被當成了新連接的包，此時，client的Sequence Number 可能是3，而Server端認爲client端的這個號是30了。全亂了。RFC793中說，ISN會和一個假的時鐘綁在一起，這個時鐘會在每4微秒對ISN做加一操作，直到超過2^32，又從0開始。這樣，一個ISN的週期大約是4.55個小時。因爲，我們假設我們的TCP Segment在網絡上的存活時間不會超過Maximum Segment Lifetime（縮寫爲MSL – Wikipedia語條），所以，只要MSL的值小於4.55小時，那麼，我們就不會重用到ISN。
7、關於 MSL 和 TIME_WAIT。通過上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎麼來的了。我們注意到，在TCP的狀態圖中，從TIME_WAIT狀態到CLOSED狀態，有一個超時設置，這個超時設置是 2*MSL（RFC793定義了MSL爲2分鐘，Linux設置成了30s）爲什麼要這有TIME_WAIT？爲什麼不直接給轉成CLOSED狀態呢？主要有兩個原因：1）TIME_WAIT確保有足夠的時間讓對端收到了ACK，如果被動關閉的那方沒有收到Ack，就會觸發被動端重發Fin，一來一去正好2個MSL，2）有足夠的時間讓這個連接不會跟後面的連接混在一起（你要知道，有些自做主張的路由器會緩存IP數據包，如果連接被重用了，那麼這些延遲收到的包就有可能會跟新連接混在一起）。你可以看看這篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》
8、關於TIME_WAIT數量太多。從上面的描述我們可以知道，TIME_WAIT是個很重要的狀態，但是如果在大併發的短鏈接下，TIME_WAIT 就會太多，這也會消耗很多系統資源。只要搜一下，你就會發現，十有八九的處理方式都是教你設置兩個參數，一個叫tcp_tw_reuse，另一個叫tcp_tw_recycle的參數，這兩個參數默認值都是被關閉的，後者recyle比前者resue更爲激進，resue要溫柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需設置tcp_timestamps=1，否則無效。這裏，你一定要注意，打開這兩個參數會有比較大的坑——可能會讓TCP連接出一些詭異的問題（因爲如上述一樣，如果不等待超時重用連接的話，新的連接可能會建不上。正如官方文檔上說的一樣“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。
9、關於tcp_tw_reuse。官方文檔上說tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保證協議的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在兩邊都被打開（你可以讀一下tcp_twsk_unique的源碼 ）。我個人估計還是有一些場景會有問題。
10、關於tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打開了話，會假設對端開啓了tcp_timestamps，然後會去比較時間戳，如果時間戳變大了，就可以重用。但是，如果對端是一個NAT網絡的話（如：一個公司只用一個IP出公網）或是對端的IP被另一臺重用了，這個事就複雜了。建鏈接的SYN可能就被直接丟掉了（你可能會看到connection time out的錯誤）（如果你想觀摩一下Linux的內核代碼，請參看源碼 tcp_timewait_state_process）。
11、關於tcp_max_tw_buckets。這個是控制併發的TIME_WAIT的數量，默認值是180000，如果超限，那麼，系統會把多的給destory掉，然後在日誌裏打一個警告（如：time wait bucket table overflow），官網文檔說這個參數是用來對抗DDoS攻擊的。也說的默認值180000並不小。這個還是需要根據實際情況考慮。
12、Again，使用tcp_tw_reuse和tcp_tw_recycle來解決TIME_WAIT的問題是非常非常危險的，因爲這兩個參數違反了TCP協議（RFC 1122）
13、其實，TIME_WAIT表示的是你主動斷連接，所以，這就是所謂的“不作死不會死”。試想，如果讓對端斷連接，那麼這個破問題就是對方的了，呵呵。另外，如果你的服務器是於HTTP服務器，那麼設置一個HTTP的KeepAlive有多重要（瀏覽器會重用一個TCP連接來處理多個HTTP請求），然後讓客戶端去斷鏈接（你要小心，瀏覽器可能會非常貪婪，他們不到萬不得已不會主動斷連接）。