每日一句英语学习,每天进步一点点:
实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP

前言

“哈?啥是大白鲨?”

咳咳,主要是因为网络分析工具 Wireshark 的图标特别像大白鲨顶部的角。

不信你看:

实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP
Wireshark

“为什么拖了怎么久才发文?”

为了让大家更容易「看得见」 TCP,我搭建不少测试环境,并且数据包抓很多次,花费了不少时间,才抓到比较容易分析的数据包。

接下来丢包、乱序、超时重传、快速重传、选择性确认、流量控制等等 TCP 的特性,都能「一览无云」。

没错,我把 TCP 的”衣服扒光”了,就为了给大家看的清楚,嘻嘻。

实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP
提纲

正文

显形“不可见”的网络包

网络世界中的数据包交互我们肉眼是看不见的,它们就好像隐形了一样,我们对着课本学习计算机网络的时候就会觉得非常的抽象,加大了学习的难度。

还别说,我自己在大学的时候,也是如此。

直到工作后,认识了两大分析网络的利器:tcpdump 和 Wireshark,这两大利器把我们“看不见”的数据包,呈现在我们眼前,一目了然。

唉,当初大学学习计网的时候,要是能知道这两个工具,就不会学的一脸懵逼。

tcpdump 和 Wireshark 有什么区别?

tcpdump 和 Wireshark 就是最常用的网络抓包和分析工具,更是分析网络性能必不可少的利器。

  • tcpdump 仅支持命令行格式使用,常用在 Linux 服务器中抓取和分析网络包。

  • Wireshark 除了可以抓包外,还提供了可视化分析网络包的图形页面。

所以,这两者实际上是搭配使用的,先用 tcpdump 命令在 Linux 服务器上抓包,接着把抓包的文件拖出到 Windows 电脑后,用 Wireshark 可视化分析。

当然,如果你是在 Windows 上抓包,只需要用 Wireshark 工具就可以。

tcpdump 在 Linux 下如何抓包?

tcpdump 提供了大量的选项以及各式各样的过滤表达式,来帮助你抓取指定的数据包,不过不要担心,只需要掌握一些常用选项和过滤表达式,就可以满足大部分场景的需要了。

假设我们要抓取下面的 ping 的数据包:

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要抓取上面的 ping 命令数据包,首先我们要知道 ping 的数据包是 icmp 协议,接着在使用 tcpdump 抓包的时候,就可以指定只抓 icmp 协议的数据包:

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那么当 tcpdump 抓取到 icmp 数据包后, 输出格式如下:

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从 tcpdump 抓取的 icmp 数据包,我们很清楚的看到 icmp echo 的交互过程了,首先发送方发起了 ICMP echo request 请求报文,接收方收到后回了一个 ICMP echo reply 响应报文,之后 seq 是递增的。

我在这里也帮你整理了一些最常见的用法,并且绘制成了表格,你可以参考使用。

首先,先来看看常用的选项类,在上面的 ping 例子中,我们用过 -i 选项指定网口,用过 -nn 选项不对 IP 地址和端口名称解析。其他常用的选项,如下表格:

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tcpdump 常用选项类

接下来,我们再来看看常用的过滤表用法,在上面的 ping 例子中,我们用过的是 icmp and host 183.232.231.174,表示抓取 icmp 协议的数据包,以及源地址或目标地址为 183.232.231.174 的包。其他常用的过滤选项,我也整理成了下面这个表格。

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tcpdump 常用过滤表达式类

说了这么多,你应该也发现了,tcpdump 虽然功能强大,但是输出的格式并不直观。

所以,在工作中 tcpdump 只是用来抓取数据包,不用来分析数据包,而是把 tcpdump 抓取的数据包保存成 pcap 后缀的文件,接着用 Wireshark 工具进行数据包分析。

Wireshark 工具如何分析数据包?

Wireshark 除了可以抓包外,还提供了可视化分析网络包的图形页面,同时,还内置了一系列的汇总分析工具。

比如,拿上面的 ping 例子来说,我们可以使用下面的命令,把抓取的数据包保存到 ping.pcap 文件

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接着把 ping.pcap 文件拖到电脑,再用 Wireshark 打开它。打开后,你就可以看到下面这个界面:

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是吧?在 Wireshark 的页面里,可以更加直观的分析数据包,不仅展示各个网络包的头部信息,还会用不同的颜色来区分不同的协议,由于这次抓包只有 ICMP 协议,所以只有紫色的条目。

接着,在网络包列表中选择某一个网络包后,在其下面的网络包详情中,可以更清楚的看到,这个网络包在协议栈各层的详细信息。比如,以编号 1 的网络包为例子:

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ping 网络包

  • 可以在数据链路层,看到 MAC 包头信息,如源 MAC 地址和目标 MAC 地址等字段;

  • 可以在 IP 层,看到 IP 包头信息,如源 IP 地址和目标 IP 地址、TTL、IP 包长度、协议等 IP 协议各个字段的数值和含义;

  • 可以在 ICMP 层,看到 ICMP 包头信息,比如 Type、Code 等 ICMP 协议各个字段的数值和含义;

Wireshark 用了分层的方式,展示了各个层的包头信息,把“不可见”的数据包,清清楚楚的展示了给我们,还有理由学不好计算机网络吗?是不是相见恨晚

从 ping 的例子中,我们可以看到网络分层就像有序的分工,每一层都有自己的责任范围和信息,上层协议完成工作后就交给下一层,最终形成一个完整的网络包。

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解密 TCP 三次握手和四次挥手

既然学会了 tcpdump 和 Wireshark 两大网络分析利器,那我们快马加鞭,接下用它俩抓取和分析 HTTP 协议网络包,并理解 TCP 三次握手和四次挥手的工作原理。

本次例子,我们将要访问的 http://192.168.3.200 服务端。在终端一用 tcpdump 命令抓取数据包:

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接着,在终端二执行下面的 curl 命令:

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最后,回到终端一,按下 Ctrl+C 停止 tcpdump,并把得到的 http.pcap 取出到电脑。

使用 Wireshark 打开 http.pcap 后,你就可以在 Wireshark 中,看到如下的界面:

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HTTP 网络包

我们都知道 HTTP 是基于 TCP 协议进行传输的,那么:

  • 最开始的 3 个包就是 TCP 三次握手建立连接的包

  • 中间是 HTTP 请求和响应的包

  • 而最后的 3 个包则是 TCP 断开连接的挥手包

Wireshark 可以用时序图的方式显示数据包交互的过程,从菜单栏中,点击 统计 (Statistics) -> 流量图 (Flow Graph),然后,在弹出的界面中的「流量类型」选择 「TCP Flows」,你可以更清晰的看到,整个过程中 TCP 流的执行过程:

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TCP 流量图

你可能会好奇,为什么三次握手连接过程的 Seq 是 0 ?

实际上是因为 Wireshark 工具帮我们做了优化,它默认显示的是序列号 seq 是相对值,而不是真实值。

如果你想看到实际的序列号的值,可以右键菜单, 然后找到「协议首选项」,接着找到「Relative Seq」后,把它给取消,操作如下:

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取消序列号相对值显示

取消后,Seq 显示的就是真实值了:

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TCP 流量图

可见,客户端和服务端的序列号实际上是不同的,序列号是一个随机值。

这其实跟我们书上看到的 TCP 三次握手和四次挥手很类似,作为对比,你通常看到的 TCP 三次握手和四次挥手的流程,基本是这样的:

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TCP 三次握手和四次挥手的流程

为什么抓到的 TCP 挥手是三次,而不是书上说的四次?

因为服务器端收到客户端的 FIN 后,服务器端同时也要关闭连接,这样就可以把 ACKFIN 合并到一起发送,节省了一个包,变成了“三次挥手”。

而通常情况下,服务器端收到客户端的 FIN 后,很可能还没发送完数据,所以就会先回复客户端一个 ACK 包,稍等一会儿,完成所有数据包的发送后,才会发送 FIN 包,这也就是四次挥手了。

如下图,就是四次挥手的过程:

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四次挥手

TCP 三次握手异常情况实战分析

TCP 三次握手的过程相信大家都背的滚瓜烂熟,那么你有没有想过这三个异常情况:

  • TCP 第一次握手的 SYN 丢包了,会发生了什么?

  • TCP 第二次握手的 SYN、ACK 丢包了,会发生什么?

  • TCP 第三次握手的 ACK 包丢了,会发生什么?

有的小伙伴可能说:“很简单呀,包丢了就会重传嘛。”

那我在继续问你:

  • 那会重传几次?

  • 超时重传的时间 RTO 会如何变化?

  • 在 Linux 下如何设置重传次数?

  • ….

是不是哑口无言,无法回答?

不知道没关系,接下里我用三个实验案例,带大家一起探究探究这三种异常。

实验场景

本次实验用了两台虚拟机,一台作为服务端,一台作为客户端,它们的关系如下:

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实验环境

  • 客户端和服务端都是 CentOs 6.5 Linux,Linux 内核版本 2.6.32

  • 服务端 192.168.12.36,apache web 服务

  • 客户端 192.168.12.37

实验一:TCP 第一次握手 SYN 丢包

为了模拟 TCP 第一次握手 SYN 丢包的情况,我是在拔掉服务器的网线后,立刻在客户端执行 curl 命令:

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其间 tcpdump 抓包的命令如下:

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过了一会, curl 返回了超时连接的错误:

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date 返回的时间,可以发现在超时接近 1 分钟的时间后,curl 返回了错误。

接着,把 tcp_sys_timeout.pcap 文件用 Wireshark 打开分析,显示如下图:

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SYN 超时重传五次

从上图可以发现, 客户端发起了 SYN 包后,一直没有收到服务端的 ACK ,所以一直超时重传了 5 次,并且每次 RTO 超时时间是不同的:

  • 第一次是在 1 秒超时重传

  • 第二次是在 3 秒超时重传

  • 第三次是在 7 秒超时重传

  • 第四次是在 15 秒超时重传

  • 第五次是在 31 秒超时重传

可以发现,每次超时时间 RTO 是指数(翻倍)上涨的,当超过最大重传次数后,客户端不再发送 SYN 包。

在 Linux 中,第一次握手的 SYN 超时重传次数,是如下内核参数指定的:

$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_syn_retries
5

tcp_syn_retries 默认值为 5,也就是 SYN 最大重传次数是 5 次。

接下来,我们继续做实验,把 tcp_syn_retries 设置为 2 次:

echo 2 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_syn_retries

重传抓包后,用 Wireshark 打开分析,显示如下图:

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SYN 超时重传两次

实验一的实验小结

通过实验一的实验结果,我们可以得知,当客户端发起的 TCP 第一次握手 SYN 包,在超时时间内没收到服务端的 ACK,就会在超时重传 SYN 数据包,每次超时重传的 RTO 是翻倍上涨的,直到 SYN 包的重传次数到达 tcp_syn_retries 值后,客户端不再发送 SYN 包。

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SYN 超时重传

实验二:TCP 第二次握手 SYN、ACK 丢包

为了模拟客户端收不到服务端第二次握手 SYN、ACK 包,我的做法是在客户端加上防火墙限制,直接粗暴的把来自服务端的数据都丢弃,防火墙的配置如下:

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接着,在客户端执行 curl 命令:

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date 返回的时间前后,可以算出大概 1 分钟后,curl 报错退出了。

客户端在这其间抓取的数据包,用 Wireshark 打开分析,显示的时序图如下:

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从图中可以发现:

  • 客户端发起 SYN 后,由于防火墙屏蔽了服务端的所有数据包,所以 curl 是无法收到服务端的 SYN、ACK 包,当发生超时后,就会重传 SYN 包

  • 服务端收到客户的 SYN 包后,就会回 SYN、ACK 包,但是客户端一直没有回 ACK,服务端在超时后,重传了 SYN、ACK 包,接着一会,客户端超时重传的 SYN 包又抵达了服务端,服务端收到后,超时定时器就重新计时,然后回了 SYN、ACK 包,所以相当于服务端的超时定时器只触发了一次,又被重置了。

  • 最后,客户端 SYN 超时重传次数达到了 5 次(tcp_syn_retries 默认值 5 次),就不再继续发送 SYN 包了。

所以,我们可以发现,当第二次握手的 SYN、ACK 丢包时,客户端会超时重发 SYN 包,服务端也会超时重传 SYN、ACK 包。

咦?客户端设置了防火墙,屏蔽了服务端的网络包,为什么 tcpdump 还能抓到服务端的网络包?

添加 iptables 限制后, tcpdump 是否能抓到包 ,这要看添加的 iptables 限制条件:

  • 如果添加的是 INPUT 规则,则可以抓得到包

  • 如果添加的是 OUTPUT 规则,则抓不到包

网络包进入主机后的顺序如下:

  • 进来的顺序 Wire -> NIC -> tcpdump -> netfilter/iptables

  • 出去的顺序 iptables -> tcpdump -> NIC -> Wire


tcp_syn_retries 是限制 SYN 重传次数,那第二次握手 SYN、ACK 限制最大重传次数是多少?

TCP 第二次握手 SYN、ACK 包的最大重传次数是通过 tcp_synack_retries 内核参数限制的,其默认值如下:

$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries
5

是的,TCP 第二次握手 SYN、ACK 包的最大重传次数默认值是 5 次。

为了验证 SYN、ACK 包最大重传次数是 5 次,我们继续做下实验,我们先把客户端的 tcp_syn_retries 设置为 1,表示客户端 SYN 最大超时次数是 1 次,目的是为了防止多次重传 SYN,把服务端 SYN、ACK 超时定时器重置。

接着,还是如上面的步骤:

  1. 客户端配置防火墙屏蔽服务端的数据包

  2. 客户端 tcpdump 抓取 curl 执行时的数据包

把抓取的数据包,用 Wireshark 打开分析,显示的时序图如下:

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从上图,我们可以分析出:

  • 客户端的 SYN 只超时重传了 1 次,因为 tcp_syn_retries 值为 1

  • 服务端应答了客户端超时重传的 SYN 包后,由于一直收不到客户端的 ACK 包,所以服务端一直在超时重传 SYN、ACK 包,每次的 RTO 也是指数上涨的,一共超时重传了 5 次,因为 tcp_synack_retries 值为 5

接着,我把 tcp_synack_retries 设置为 2tcp_syn_retries 依然设置为 1:

echo 2 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries
echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_syn_retries

依然保持一样的实验步骤进行操作,接着把抓取的数据包,用 Wireshark 打开分析,显示的时序图如下:

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可见:

  • 客户端的 SYN 包只超时重传了 1 次,符合 tcp_syn_retries 设置的值;

  • 服务端的 SYN、ACK 超时重传了 2 次,符合 tcp_synack_retries 设置的值


实验二的实验小结

通过实验二的实验结果,我们可以得知,当 TCP 第二次握手 SYN、ACK 包丢了后,客户端 SYN 包会发生超时重传,服务端 SYN、ACK 也会发生超时重传。

客户端 SYN 包超时重传的最大次数,是由 tcp_syn_retries 决定的,默认值是 5 次;服务端 SYN、ACK 包时重传的最大次数,是由 tcp_synack_retries 决定的,默认值是 5 次。

实验三:TCP 第三次握手 ACK 丢包

为了模拟 TCP 第三次握手 ACK 包丢,我的实验方法是在服务端配置防火墙,屏蔽客户端 TCP 报文中标志位是 ACK 的包,也就是当服务端收到客户端的 TCP ACK 的报文时就会丢弃,iptables 配置命令如下:

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接着,在客户端执行如下 tcpdump 命令:

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然后,客户端向服务端发起 telnet,因为 telnet 命令是会发起 TCP 连接,所以用此命令做测试:

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此时,由于服务端收不到第三次握手的 ACK 包,所以一直处于 SYN_RECV 状态:

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而客户端是已完成 TCP 连接建立,处于 ESTABLISHED 状态:

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过了 1 分钟后,观察发现服务端的 TCP 连接不见了:

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过了 30 分别,客户端依然还是处于 ESTABLISHED 状态:

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接着,在刚才客户端建立的 telnet 会话,输入 123456 字符,进行发送:

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持续「好长」一段时间,客户端的 telnet 才断开连接:

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以上就是本次的实现三的现象,这里存在两个疑点:

  • 为什么服务端原本处于 SYN_RECV 状态的连接,过 1 分钟后就消失了?

  • 为什么客户端 telnet 输入 123456 字符后,过了好长一段时间,telnet 才断开连接?

不着急,我们把刚抓的数据包,用 Wireshark 打开分析,显示的时序图如下:

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上图的流程:

  • 客户端发送 SYN 包给服务端,服务端收到后,回了个 SYN、ACK 包给客户端,此时服务端的 TCP 连接处于 SYN_RECV 状态;

  • 客户端收到服务端的  SYN、ACK 包后,给服务端回了个 ACK 包,此时客户端的 TCP 连接处于 ESTABLISHED 状态;

  • 由于服务端配置了防火墙,屏蔽了客户端的 ACK 包,所以服务端一直处于 SYN_RECV 状态,没有进入  ESTABLISHED 状态,tcpdump 之所以能抓到客户端的 ACK 包,是因为数据包进入系统的顺序是先进入 tcpudmp,后经过 iptables;

  • 接着,服务端超时重传了 SYN、ACK 包,重传了 5 次后,也就是超过 tcp_synack_retries 的值(默认值是 5),然后就没有继续重传了,此时服务端的 TCP 连接主动中止了,所以刚才处于 SYN_RECV 状态的 TCP 连接断开了,而客户端依然处于ESTABLISHED 状态;

  • 虽然服务端 TCP 断开了,但过了一段时间,发现客户端依然处于ESTABLISHED 状态,于是就在客户端的 telnet 会话输入了 123456 字符;

  • 此时由于服务端已经断开连接,客户端发送的数据报文,一直在超时重传,每一次重传,RTO 的值是指数增长的,所以持续了好长一段时间,客户端的 telnet 才报错退出了,此时共重传了 15 次。

通过这一波分析,刚才的两个疑点已经解除了:

  • 服务端在重传 SYN、ACK 包时,超过了最大重传次数 tcp_synack_retries,于是服务端的 TCP 连接主动断开了。

  • 客户端向服务端发送数据包时,由于服务端的 TCP 连接已经退出了,所以数据包一直在超时重传,共重传了 15 次, telnet 就 断开了连接。


TCP 第一次握手的 SYN 包超时重传最大次数是由 tcp_syn_retries 指定,TCP 第二次握手的 SYN、ACK 包超时重传最大次数是由 tcp_synack_retries 指定,那 TCP 建立连接后的数据包最大超时重传次数是由什么参数指定呢?

TCP 建立连接后的数据包传输,最大超时重传次数是由 tcp_retries2 指定,默认值是 15 次,如下:

$ cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_retries2
15

如果 15 次重传都做完了,TCP 就会告诉应用层说:“搞不定了,包怎么都传不过去!”

那如果客户端不发送数据,什么时候才会断开处于 ESTABLISHED 状态的连接?

这里就需要提到 TCP 的 保活机制。这个机制的原理是这样的:

定义一个时间段,在这个时间段内,如果没有任何连接相关的活动,TCP 保活机制会开始作用,每隔一个时间间隔,发送一个「探测报文」,该探测报文包含的数据非常少,如果连续几个探测报文都没有得到响应,则认为当前的 TCP 连接已经死亡,系统内核将错误信息通知给上层应用程序。

在 Linux 内核可以有对应的参数可以设置保活时间、保活探测的次数、保活探测的时间间隔,以下都为默认值:

net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75  
net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9


  • tcp_keepalive_time=7200:表示保活时间是 7200 秒(2小时),也就 2 小时内如果没有任何连接相关的活动,则会启动保活机制

  • tcp_keepalive_intvl=75:表示每次检测间隔 75 秒;

  • tcp_keepalive_probes=9:表示检测 9 次无响应,认为对方是不可达的,从而中断本次的连接。

也就是说在 Linux 系统中,最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接。

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这个时间是有点长的,所以如果我抓包足够久,或许能抓到探测报文。

实验三的实验小结

在建立 TCP 连接时,如果第三次握手的 ACK,服务端无法收到,则服务端就会短暂处于 SYN_RECV 状态,而客户端会处于 ESTABLISHED 状态。

由于服务端一直收不到 TCP 第三次握手的 ACK,则会一直重传 SYN、ACK 包,直到重传次数超过 tcp_synack_retries 值(默认值 5 次)后,服务端就会断开 TCP 连接。

而客户端则会有两种情况:

  • 如果客户端没发送数据包,一直处于 ESTABLISHED 状态,然后经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接,于是客户端连接就会断开连接。

  • 如果客户端发送了数据包,一直没有收到服务端对该数据包的确认报文,则会一直重传该数据包,直到重传次数超过 tcp_retries2 值(默认值 15 次)后,客户端就会断开 TCP 连接。


TCP 快速建立连接

客户端在向服务端发起 HTTP GET 请求时,一个完整的交互过程,需要 2.5 个 RTT 的时延。

由于第三次握手是可以携带数据的,这时如果在第三次握手发起 HTTP GET 请求,需要 2 个 RTT 的时延。

但是在下一次(不是同个 TCP 连接的下一次)发起 HTTP GET 请求时,经历的 RTT 也是一样,如下图:

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常规 HTTP 请求

在 Linux 3.7 内核版本中,提供了 TCP Fast Open 功能,这个功能可以减少 TCP 连接建立的时延。

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常规 HTTP 请求 与 Fast  Open HTTP 请求

  • 在第一次建立连接的时候,服务端在第二次握手产生一个 Cookie (已加密)并通过 SYN、ACK 包一起发给客户端,于是客户端就会缓存这个 Cookie,所以第一次发起 HTTP Get 请求的时候,还是需要 2 个 RTT 的时延;

  • 在下次请求的时候,客户端在 SYN 包带上 Cookie 发给服务端,就提前可以跳过三次握手的过程,因为 Cookie 中维护了一些信息,服务端可以从 Cookie 获取 TCP 相关的信息,这时发起的 HTTP GET 请求就只需要 1 个 RTT 的时延;

注:客户端在请求并存储了 Fast Open Cookie 之后,可以不断重复 TCP Fast Open 直至服务器认为 Cookie 无效(通常为过期)

在 Linux 上如何打开 Fast Open 功能?

可以通过设置 net.ipv4.tcp_fastopn 内核参数,来打开 Fast Open 功能。

net.ipv4.tcp_fastopn 各个值的意义:

  • 0 关闭

  • 1 作为客户端使用 Fast Open 功能

  • 2 作为服务端使用 Fast Open 功能

  • 3 无论作为客户端还是服务器,都可以使用 Fast Open 功能


TCP Fast Open 抓包分析

在下图,数据包 7 号,客户端发起了第二次 TCP 连接时,SYN 包会携带 Cooike,并且有长度为 5 的数据。

服务端收到后,校验 Cooike 合法,于是就回了 SYN、ACK 包,并且确认应答收到了客户端的数据包,ACK = 5 + 1 = 6

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TCP Fast Open 抓包分析

TCP 重复确认和快速重传

当接收方收到乱序数据包时,会发送重复的 ACK,以使告知发送方要重发该数据包,当发送方收到 3 个重复 ACK 时,就会触发快速重传,立该重发丢失数据包。

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快速重传机制

TCP 重复确认和快速重传的一个案例,用 Wireshark 分析,显示如下:

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  • 数据包 1 期望的下一个数据包 Seq 是 1,但是数据包 2 发送的 Seq 却是 10945,说明收到的是乱序数据包,于是回了数据包 3 ,还是同样的 Seq = 1,Ack = 1,这表明是重复的 ACK;

  • 数据包 4 和 6 依然是乱序的数据包,于是依然回了重复的 ACK;

  • 当对方收到三次重复的 ACK 后,于是就快速重传了 Seq = 1 、Len = 1368 的数据包 8;

  • 当收到重传的数据包后,发现 Seq = 1 是期望的数据包,于是就发送了确认报文 ACK;

注意:快速重传和重复 ACK 标记信息是 Wireshark 的功能,非数据包本身的信息。

以上案例在 TCP 三次握手时协商开启了选择性确认 SACK,因此一旦数据包丢失并收到重复 ACK ,即使在丢失数据包之后还成功接收了其他数据包,也只需要重传丢失的数据包。如果不启用 SACK,就必须重传丢失包之后的每个数据包。

如果要支持 SACK,必须双方都要支持。在 Linux 下,可以通过 net.ipv4.tcp_sack 参数打开这个功能(Linux 2.4 后默认打开)。


TCP 流量控制

TCP 为了防止发送方无脑的发送数据,导致接收方缓冲区被填满,所以就有了滑动窗口的机制,它可利用接收方的接收窗口来控制发送方要发送的数据量,也就是流量控制。

接收窗口是由接收方指定的值,存储在 TCP 头部中,它可以告诉发送方自己的 TCP 缓冲空间区大小,这个缓冲区是给应用程序读取数据的空间:

  • 如果应用程序读取了缓冲区的数据,那么缓冲空间区的就会把被读取的数据移除

  • 如果应用程序没有读取数据,则数据会一直滞留在缓冲区。

接收窗口的大小,是在 TCP 三次握手中协商好的,后续数据传输时,接收方发送确认应答 ACK 报文时,会携带当前的接收窗口的大小,以此来告知发送方。

假设接收方接收到数据后,应用层能很快的从缓冲区里读取数据,那么窗口大小会一直保持不变,过程如下:

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理想状态下的窗口变化

但是现实中服务器会出现繁忙的情况,当应用程序读取速度慢,那么缓存空间会慢慢被占满,于是为了保证发送方发送的数据不会超过缓冲区大小,则服务器会调整窗口大小的值,接着通过 ACK 报文通知给对方,告知现在的接收窗口大小,从而控制发送方发送的数据大小。

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服务端繁忙状态下的窗口变化

零窗口通知与窗口探测

假设接收方处理数据的速度跟不上接收数据的速度,缓存就会被占满,从而导致接收窗口为 0,当发送方接收到零窗口通知时,就会停止发送数据。

如下图,可以接收方的窗口大小在不断的收缩至 0:

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窗口大小在收缩

接着,发送方会定时发送窗口大小探测报文,以便及时知道接收方窗口大小的变化。

以下图 Wireshark 分析图作为例子说明:

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零窗口 与 窗口探测

  • 发送方发送了数据包 1 给接收方,接收方收到后,由于缓冲区被占满,回了个零窗口通知;

  • 发送方收到零窗口通知后,就不再发送数据了,直到过了 3.4 秒后,发送了一个 TCP Keep-Alive 报文,也就是窗口大小探测报文;

  • 当接收方收到窗口探测报文后,就立马回一个窗口通知,但是窗口大小还是 0;

  • 发送方发现窗口还是 0,于是继续等待了 6.8(翻倍) 秒后,又发送了窗口探测报文,接收方依然还是回了窗口为 0 的通知;

  • 发送方发现窗口还是 0,于是继续等待了 13.5(翻倍) 秒后,又发送了窗口探测报文,接收方依然还是回了窗口为 0 的通知;

可以发现,这些窗口探测报文以 3.4s、6.5s、13.5s 的间隔出现,说明超时时间会翻倍递增。

这连接暂停了 25s,想象一下你在打王者的时候,25s 的延迟你还能上王者吗?

发送窗口的分析

在 Wireshark 看到的 Windows size 也就是 ” win = “,这个值表示发送窗口吗?

这不是发送窗口,而是在向对方声明自己的接收窗口。

你可能会好奇,抓包文件里有「Window size scaling factor」,它其实是算出实际窗口大小的乘法因子,「Windos size value」实际上并不是真实的窗口大小,真实窗口大小的计算公式如下:

「Windos size value」 * 「Window size scaling factor」 = 「Caculated window size 」

对应的下图案例,也就是 32 * 2048 = 65536。

实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP

实际上是 Caculated window size 的值是 Wireshark 工具帮我们算好的,Window size scaling factor 和 Windos size value 的值是在 TCP 头部中,其中 Window size scaling factor 是在三次握手过程中确定的,如果你抓包的数据没有 TCP 三次握手,那可能就无法算出真实的窗口大小的值,如下图:

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如何在包里看出发送窗口的大小?

很遗憾,没有简单的办法,发送窗口虽然是由接收窗口决定,但是它又可以被网络因素影响,也就是拥塞窗口,实际上发送窗口是值是 min(拥塞窗口,接收窗口)。

发送窗口和 MSS 有什么关系?

发送窗口决定了一口气能发多少字节,而 MSS 决定了这些字节要分多少包才能发完。

举个例子,如果发送窗口为 16000 字节的情况下,如果 MSS 是 1000 字节,那就需要发送 1600/1000 = 16 个包。

发送方在一个窗口发出 n 个包,是不是需要 n 个 ACK 确认报文?

不一定,因为 TCP 有累计确认机制,所以当收到多个数据包时,只需要应答最后一个数据包的 ACK 报文就可以了。


TCP 延迟确认与 Nagle 算法

当我们 TCP 报文的承载的数据非常小的时候,例如几个字节,那么整个网络的效率是很低的,因为每个 TCP 报文中都有会 20 个字节的 TCP 头部,也会有 20 个字节的 IP 头部,而数据只有几个字节,所以在整个报文中有效数据占有的比重就会非常低。

这就好像快递员开着大货车送一个小包裹一样浪费。

那么就出现了常见的两种策略,来减少小报文的传输,分别是:

  • Nagle 算法

  • 延迟确认


Nagle 算法是如何避免大量 TCP 小数据报文的传输?

Nagle 算法做了一些策略来避免过多的小数据报文发送,这可提高传输效率。

Nagle 算法的策略:

  • 没有已发送未确认报文时,立刻发送数据。

  • 存在未确认报文时,直到「没有已发送未确认报文」或「数据长度达到 MSS 大小」时,再发送数据。

只要没满足上面条件中的一条,发送方一直在囤积数据,直到满足上面的发送条件。

实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP
禁用 Nagle 算法 与 启用 Nagle 算法

上图右侧启用了 Nagle 算法,它的发送数据的过程:

  • 一开始由于没有已发送未确认的报文,所以就立刻发了 H 字符;

  • 接着,在还没收到对 H 字符的确认报文时,发送方就一直在囤积数据,直到收到了确认报文后,此时就没有已发送未确认的报文,于是就把囤积后的 ELL 字符一起发给了接收方;

  • 待收到对 ELL 字符的确认报文后,于是把最后一个 O 字符发送出去

可以看出,Nagle 算法一定会有一个小报文,也就是在最开始的时候。

另外,Nagle 算法默认是打开的,如果对于一些需要小数据包交互的场景的程序,比如,telnet 或 ssh 这样的交互性比较强的程序,则需要关闭 Nagle 算法。

可以在 Socket 设置 TCP_NODELAY 选项来关闭这个算法(关闭 Nagle 算法没有全局参数,需要根据每个应用自己的特点来关闭)。

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关闭 Nagle 算法

那延迟确认又是什么?

事实上当没有携带数据的 ACK,他的网络效率也是很低的,因为它也有 40 个字节的 IP 头 和 TCP 头,但没有携带数据。

为了解决 ACK 传输效率低问题,所以就衍生出了 TCP 延迟确认

TCP 延迟确认的策略:

  • 当有响应数据要发送时,ACK 会随着响应数据一起立刻发送给对方

  • 当没有响应数据要发送时,ACK 将会延迟一段时间,以等待是否有响应数据可以一起发送

  • 如果在延迟等待发送 ACK 期间,对方的第二个数据报文又到达了,这时就会立刻发送 ACK


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TCP 延迟确认

延迟等待的时间是在 Linux 内核中的定义的,如下图:

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关键就需要 HZ 这个数值大小,HZ 是跟系统的时钟频率有关,每个操作系统都不一样,在我的 Linux 系统中 HZ 大小是 1000,如下图:

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知道了 HZ 的大小,那么就可以算出:

  • 最大延迟确认时间是 200 ms (1000/5)

  • 最短延迟确认时间是 40 ms (1000/25)

TCP 延迟确认可以在 Socket 设置 TCP_QUICKACK 选项来关闭这个算法。

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关闭 TCP 延迟确认

延迟确认 和 Nagle 算法混合使用时,会产生新的问题

当 TCP 延迟确认 和 Nagle 算法混合使用时,会导致时耗增长,如下图:

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TCP 延迟确认 和 Nagle 算法混合使用

发送方使用了 Nagle 算法,接收方使用了 TCP 延迟确认会发生如下的过程:

  • 发送方先发出一个小报文,接收方收到后,由于延迟确认机制,自己又没有要发送的数据,只能干等着发送方的下一个报文到达;

  • 而发送方由于 Nagle 算法机制,在未收到第一个报文的确认前,是不会发送后续的数据;

  • 所以接收方只能等待最大时间 200 ms 后,才回 ACK 报文,发送方收到第一个报文的确认报文后,也才可以发送后续的数据。

很明显,这两个同时使用会造成额外的时延,这就会使得网络”很慢”的感觉。

要解决这个问题,只有两个办法:

  • 要么发送方关闭 Nagle 算法

  • 要么接收方关闭 TCP 延迟确认


巨人的肩膀

[1] Wireshark网络分析的艺术.林沛满.人民邮电出版社.

[2] Wireshark网络分析就这么简单.林沛满.人民邮电出版社.

[3] Wireshark数据包分析实战.Chris Sanders .人民邮电出版社.


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最后

文章中 Wireshark 分析的截图,可能有些会看的不清楚,为了方便大家用 Wireshark 分析,我已把文中所有抓包的源文件,已分享到公众号了,大家在后台回复「抓包」,就可以获取了。

实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP

小林是专为大家图解的工具人,Goodbye,我们下次见!


原文始发于微信公众号(小林coding):实战!我用“大白鲨”让你看见 TCP