Centos网络管理(一)TCPIP协议栈-阿里云开发者社区

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Centos网络管理(一)TCPIP协议栈

简介:
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OSI模型的七层结构

中文名称

英文名称

速记

描述

PDU

中文

PDU

英文

7

应用层

application


网络进程访问应用层

为应用程序进程提供网络服务

提供身份验证

消息

message

6

表示层

presention


数据表示

确保接收系统可以读出该数据

格式化数据

构建数据

协商用于应用层的数据传输语法

提供加密

消息

message

5

会话层

session


主机间通讯

建立、管理和终止在应用程序之间的会话

消息

message

4

传输层

transport


传输

确保数据传输的可靠性

建立、维护和终止虚拟电路

通过错误检测和恢复

信息流控制作来保障可靠性

传输层通过port号,确定应用层协议

segment

3

网络层

network


数据传输

路由数据包,选择传递数据的最佳路径,

支持逻辑寻址和路径选择

packet

2

数据链路层

data link


访问介质,定义如何格式化数据以便进行

传输及如何控制对网络的访问支持错误检测

frame

1

物理层

physica


二进制传输

定义了电气、 机械、过程和功能规范

bit

TCP/IP 协议栈

中文名称

英文名称

描述

PDU

中文

PDU

英文

4

应用层

application

参考OSI参考模型的567层

消息

message

3

传输层

transport

传输

确保数据传输的可靠性

建立、维护和终止虚拟电路

通过错误检测和恢复

信息流控制作来保障可靠性

传输层通过port号,确定应用层协议

segment

2

internet层

internet

数据传输

路由数据包,选择传递数据的最佳路径,

支持逻辑寻址和路径选择

packet

1

网络访问层

network

access

二进制传输

定义了电气、 机械、过程和功能规范

bit

与OSI参考模型对应关系

1.png

Internet层,可以实现两个主机之间的通信。但是这并不具体,因为,真正进行通信的实体是在主机中的进程,是一个主机中的一个进程与另外一个主机中的一个进程在交换数据。IP协议虽然能把数据报文送到目的主机,但是并没有交付给主机的具体应用进程。而端到端的通信才应该是应用进程之间的通信。

UDP,在传送数据前不需要先建立连接,远程的主机在收到UDP报文后也不需要给出任何确认。虽然UDP不提供可靠交付,但是正是因为这样,省去和很多的开销,使得它的速度比较快,比如一些对实时性要求较高的服务,就常常使用的是UDP。对应的应用层的协议主要有 DNS,TFTP,DHCP,SNMP,NFS 等。

TCP,提供面向连接的服务,在传送数据之前必须先建立连接,数据传送完成后要释放连接。因此TCP是一种可靠的的运输服务,但是正因为这样,不可避免的增加了许多的开销,比如确认,流量控制等。对应的应用层的协议主要有 SMTP,TELNET,HTTP,FTP 等。

1.png

可靠性 vs.高效性


可靠

好的效果与性能

协议

TCP

UDP

序列号

TCP特性

 工作在传输层

 面向连接协议

 全双工协议

 半关闭

 错误检查

 将数据打包成段,排序

 确认机制

 数据恢复,重传

 流量控制,滑动窗口

 拥塞控制,慢启动和拥塞避免算法

TCP包头

1.png

源端口、目标端口:各占2个字节

计算机上的进程要和其他进程通信是要通过计算机端口的,而一个计算机端口某个时刻只能被一个进程占用,所以通过指定源端口和目标端口,就可以知道是哪两个进程需要通信。源端口、目标端口是用16位表示的,可推算计算机的端口个数为2^16个=65536个

0-1023:系统端口或特权端口(仅管理员可用) 永久的分配给固定的系统应用使用,

如: 22/tcp(ssh), 80/tcp(http), 443/tcp(https)

1024-49151:用户端口或注册端口,但要求并不严格,分配给程序注册为某应用使用, 如:       1433/tcp(SqlServer), 1521/tcp(oracle),3306/tcp(mysql),11211/tcp/udp (memcached)

49152-65535: 如:动态端口或私有端口,客户端程序随机使用的端口

端口范围的定义: /proc/sys/net/ipv4/ip_local_port_range

序列号:占4个字节

表示本报文段所发送数据的第一个字节的编号。在TCP连接中所传送的字节流的每一个字节都会按顺序编号。由于序列号由32位表示,所以每2^32个字节,就会出现序列号从头开始,再次从 0 开始

确认号:占4个字节

表示接收方期望收到发送方下一个报文段的第一个字节数据的编号。也就是告诉发送发:我希望你(指发送方)下次发送的数据的第一个字节数据的编号是这个确认号

数据偏移:占4位

表示TCP报文段的首部长度,共4位,由于TCP首部包含一个长度可变的选项部分,需要指定这个TCP报文段到底有多长。它指出 TCP 报文段的数据起始处距离 TCP 报文段的起始处有多远。该字段的单位是32位(即4个字节为计算单位), 4位二进制最大表示15,所以数据偏移也就是TCP首部最大60字节77

URG:表示本报文段中发送的数据是否包含紧急数据。后面的紧急指针字段(urgent pointer)只有当URG=1时才有效

ACK:表示是否前面的确认号字段是否有效。 ACK=1,表示有效。只有当ACK=1时,前面的确认号字段才有效。 TCP规定,连接建立后, ACK必须为1,带ACK标志的TCP报文段称为确认报文段

PSH:提示接收端应用程序应该立即从TCP接收缓冲区中读走数据,为接收后续数据腾出空间。如果为1,则表示对方应当立即把数据提交给上层应用,而不是缓存起来,如果应用程序不将接收到的数据读走,就会一直停留在TCP接收缓冲区中

RST:如果收到一个RST=1的报文,说明与主机的连接出现了严重错误(如主机崩溃),必须释放连接,然后再重新建立连接。或者说明上次发送给主机的数据有问题,主机拒绝响应,带RST标志的TCP报文段称为复位报文段

SYN:在建立连接时使用,用来同步序号。当SYN=1, ACK=0时,表示这是一个请求建立连接的报文段;当SYN=1, ACK=1时,表示对方同意建立连接。 SYN=1,说明这是一个请求建立连接或同意建立连接的报文。只有在前两次握手中SYN才设置为1,带SYN标志的TCP报文段称为同步报文段

FIN:表示通知对方本端要关闭连接了,标记数据是否发送完毕。如果FIN=1,即告诉对方:“我的数据已经发送完毕,你可以释放连接了”,带FIN标志的TCP报文段称为结束报文段

窗口大小:占2字节

表示现在允许对方发送的数据量,也就是告诉对方,从本报文段的确认号开始允许对方发送的数据量

校验和:占2字节

提供额外的可靠性

紧急指针:占2字节

标记紧急数据在数据字段中的位置

选项部分:其最大长度可根据TCP首部长度进行推算。 TCP首部长度用4位表示,选项部分最长为: (2^4-1)*4-20=40字节

常见选项:

最大报文段长度: Maxium Segment Size, MSS

窗口扩大: Windows Scaling

时间戳: Timestamps

TCP的三次握手

最开始的时候客户端和服务器都是处于CLOSED状态。主动打开连接的为客户端,被动打开连接的是服务器。

1.png

服务器进程先创建传输控制块TCB,时刻准备接受客户进程的连接请求,此时服务器就进入了LISTEN(监听)状态;

1.png

客户端A进程向服务器发出连接请求报文,这时报文首部中的同部位SYN=1,同时选择一个初始序列号 seq=x ,TCP规定:SYN报文段(SYN=1的报文段)不能携带数据,但需要消耗掉一个序号。

1.png

此时,客户端A进程进入了 SYN-SENT(同步已发送状态)状态。

1.png

服务器B进程收到请求报文后,如果同意连接,则发出确认报文。确认报文中应该 ACK=1,SYN=1,确认号是ack=A的序列seqx+1,服务器B进程同时也要为自己初始化一个序列号 seq=y

第一次握手成功。

1.png

服务器B进程进入了SYN-RCVD(同步收到)状态。这个报文也不能携带数据,但是同样要消耗一个序号。

1.png

客户端A进程收到确认后,还要向服务器给出确认。确认报文的ACK=1,ack=B的seqy+1,自己的序列号seq=x+1,第二次握手成功。

1.png

此时,TCP连接建立,客户端A进程进入ESTABLISHED(已建立连接)状态。TCP规定,ACK报文段可以携带数据,但是如果不携带数据则不消耗序号。

1.png

服务器B进程收到客户端的确认后也进入ESTABLISHED状态。第三次握手成功。

1.png

双方的状态都变成ESTABLISTED后,就可以开始通信了,进行数据传输了。

1.png

动态演示

这里写图片描述

为什么客户端最后还要发送一次确认呢?

一句话,主要防止已经失效的连接请求报文突然又传送到了服务器,从而产生错误。

如果使用的是两次握手建立连接,假设有这样一种场景,客户端发送了第一个请求连接并且没有丢失,只是因为在网络结点中滞留的时间太长了,由于TCP的客户端迟迟没有收到确认报文,以为服务器没有收到,此时重新向服务器发送这条报文,此后客户端和服务器经过两次握手完成连接,传输数据,然后关闭连接。此时此前滞留的那一次请求连接,网络通畅了到达了服务器,这个报文本该是失效的,但是,两次握手的机制将会让客户端和服务器再次建立连接,这将导致不必要的错误和资源的浪费。

如果采用的是三次握手,就算是那一次失效的报文传送过来了,服务端接受到了那条失效报文并且回复了确认报文,但是客户端不会再次发出确认。由于服务器收不到确认,就知道客户端并没有请求连接。

以下为从192.168.4.1向192.168.4.101发起ssh链接进行的TCP三次握手截图

1.png

1.png


TCP的四次挥手

数据传输完毕后,双方都可释放连接。最开始的时候,客户端和服务器都是处于ESTABLISHED状态

1.png

客户端A进程主动发出连接释放报文,并且停止发送数据。释放数据报文首部,FIN=1,其序列号为A的seq=u(等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1)

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此时,客户端A进程进入FIN-WAIT-1(终止等待1)状态。 TCP规定,FIN报文段即使不携带数据,也要消耗一个序号。

1.png

服务器B进程收到连接释放报文,发出确认报文,ACK=1,ack=A的序列sequ+1,并且带上自己的序列号B的序列seq=v。第一次挥手成功。

1.png

此时,服务器B进程就进入了CLOSE-WAIT(关闭等待)状态。客户端A进程处于半关闭状态,即客户端已经没有数据要发送了,但是服务器若发送数据,客户端依然要接受(比如seq=v)。这个状态还要持续一段时间,也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。

1.png

客户端A进程收到服务器B的确认请求后,此时,客户端A进程就进入FIN-WAIT-2(终止等待2)状态,等待服务器发送连接释放报文(在这之前还需要接受服务器发送的最后的数据)。

第二次挥手成功。

1.png

服务器B进程将最后的数据发送完毕后,就向客户端发送连接释放报文,FIN=1,ack=A的序列sequ+1,由于在半关闭状态,服务器很可能又发送了一些数据,假定此时的序列号为B的seq=w

1.png

此时,服务器就进入了LAST-ACK(最后确认)状态,等待客户端的确认。

1.png

客户端A进程收到服务器的连接释放报文后,必须发出确认,ACK=1,ack=B的序列seqw+1,而自己的序列号是seq=u+1。第三次挥手成功。

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此时,客户端A进程就进入了TIME-WAIT(时间等待)状态。

1.png

服务器B进程只要收到了客户端A进程发出的确认,立即进入CLOSED状态。服务器结束TCP连接的时间要比客户端早一些。第四次挥手成功。

1.png

客户端A进程必须经过2倍MSL(最长报文段寿命)的时间后,当客户端撤销相应的TCB后,才进入CLOSED状态。

1.png


动态演示

这里写图片描述



为什么客户端最后还要等待2MSL?

MSL(Maximum Segment Lifetime),TCP允许不同的实现可以设置不同的MSL值。

第一,保证客户端发送的最后一个ACK报文能够到达服务器,因为这个ACK报文可能丢失,站在服务器的角度看来,我已经发送了FIN+ACK报文请求断开了,客户端还没有给我回应,应该是我发送的请求断开报文它没有收到,于是服务器又会重新发送一次,而客户端就能在这个2MSL时间段内收到这个重传的报文,接着给出回应报文,并且会重启2MSL计时器。

第二,防止类似与“三次握手”中提到了的“已经失效的连接请求报文段”出现在本连接中。客户端发送完最后一个确认报文后,在这个2MSL时间中,就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样新的连接中不会出现旧连接的请求报文。

以下为从192.168.4.1向192.168.4.101发起ssh关闭链接的TCP四次挥手截图

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为什么建立连接是三次握手,关闭连接确是四次挥手呢?

建立连接的时候, 服务器在LISTEN状态下,收到建立连接请求的SYN报文后,把ACK和SYN放在一个报文里发送给客户端。

而关闭连接时,服务器收到对方的FIN报文时,仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据,而自己也未必全部数据都发送给对方了,所以己方可以立即关闭,也可以发送一些数据给对方后,再发送FIN报文给对方来表示同意现在关闭连接,因此,己方ACK和FIN一般都会分开发送,从而导致多了一次。

一些典型的有机状态转移

客户端从FIN_WAIT_1状态可能直接进入TIME_WAIT状态

(不经过FIN_WAIT_2状态),前提是处于

FIN_WAIT_1状态的服务器直接收到带确认信息的结束报文段(而不是先收到确认报文段,再收到结束报文段)

孤儿连接

处于FIN_WAIT_2状态的客户端需要等待服务器发送结束报文段,才能转移至TIME_WAIT状态,否则它将一直停留在这个状态。如果不是为了在半关闭状态下继续接收数据,连接长时间地停留在FIN_WAIT_2状态并无益处。连接停留在FIN_WAIT_2状态的情况可能发生在:客户端执行半关闭后

,未等服务器关闭连接就强行退出了。此时客户端连接由内核来接管,可称之为孤儿连接(和孤儿进程类似)

解决孤儿连接的方法:

Linux为了防止孤儿连接长时间存留在内核中,定义了两个内核参数:

 /proc/sys/net/ipv4/tcp_max_orphans 指定内核能接管的孤儿连接数目

 /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 指定孤儿连接在内核中生存的时间

TCP超时重传

异常网络状况下(开始出现超时或丢包), TCP控制数据传输以保证其承诺的可靠服务

TCP服务必须能够重传超时时间内未收到确认的TCP报文段。为此, TCP模块为每个TCP报文段都维护一个重传定时器,该定时器在TCP报文段第一次被发送时启动。如果超时时间内未

收到接收方的应答, TCP模块将重传TCP报文段并重置定时器。至于下次重传的超时时间如何选择,以及最多执行多少次重传,就是TCP的重传策略

与TCP超时重传相关的两个内核参数:

指定在底层IP接管之前TCP最少执行的重传次数,默认值是3

 /proc/sys/net/ipv4/tcp_retries1,

指定连接放弃前TCP最多可以执行的重传次数,默认值15(一般对应13~30min)

 /proc/sys/net/ipv4/tcp_retries2,

TCP拥塞控制

网络中的带宽、交换结点中的缓存和处理机等,都是网络的资源。在某段时间,若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可承受的能力, 网络的性能就会变坏。这种情况就叫做拥塞

 TCP为提高网络利用率,降低丢包率,并保证网络资源对每条数据流的公平性。即所谓的拥塞控制

 TCP拥塞控制的标准文档是RFC 5681,其中详细介绍了拥塞控制的四个部分:慢启动( slow start)、拥塞避免(congestion avoidance)、快速重传( fast retransmit)和

快速恢复( fast recovery)。拥塞控制算法在Linux下有多种实现,比如reno算法、 vegas算法和cubic算法等。它们或者部分或者全部实现了上述四个部分

 当前所使用的拥塞控制算法

/proc/sys/net/ipv4/tcp_congestion_control

UDP特性

 工作在传输层

 提供不可靠的网络

 非面向连接协议

 有限的错误检查

 传输性能高

 无数据恢复特性

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icmp工作在internet层

关闭主机的icmp包接收

echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/icmp_echo_ignore_all

在IP冲突使用arp查看

#arping -I ens33 192.168.4.100



本文转自 ljpwinxp 51CTO博客,原文链接:http://blog.51cto.com/191226139/2052043

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