linux Tcp总结

Tcp连接建立时的影响因素

在Client发出SYN后，如果过了1秒 ，还没有收到Server的响应，那么就会进行第一次重传；如果经过2s的时间还没有收到Server的响应，就会进行第二次重传；一直重传tcp_syn_retries次。

对于tcp_syn_retries为3而言，总共会重传3次，也就是说从第一次发出SYN包后，会一直等待（1 + 2 + 4 + 8）秒，如果还没有收到Server的响应，connect()就会产生ETIMEOUT的错误。

Server中积压的半连接较多，也有可能是因为有些恶意的Client在进行SYN Flood攻击。典型的SYN Flood攻击如下：Client高频地向Server发SYN包，并且这个SYN包的源IP地址不停地变换，那么Server每次接收到一个新的SYN后，都会给它分配一个半连接，Server的SYNACK根据之前的SYN包找到的是错误的Client IP， 所以也就无法收到Client的ACK包，导致无法正确建立TCP连接，这就会让Server的半连接队列耗尽，无法响应正常的SYN包。

解决：通过Tcp sync cookie。Server收到SYN包时，不去分配资源来保存Client的信息，而是根据这个SYN包计算出一个Cookie值，然后将Cookie记录到SYNACK包中发送出去。对于正常的连接，该Cookies值会随着Client的ACK报文被带回来。然后Server再根据这个Cookie检查这个ACK包的合法性，如果合法，才去创建新的TCP连接

连接释放的过程

当应用程序调用close()时，会向对端发送FIN包，然后会接收ACK；对端也会调用close()来发送FIN，然后本端也会向对端回ACK，

fin_wait_2状态，等待对端close发送fin 报文，关闭连接，如果连接得不到释放的话，就会等待对方fin报文。Linux为了防止这种资源的开销，设置了这个状态的超时时间tcp_fin_timeout，默认为60s，超过这个时间后就会自动销毁该连接。实际上可以调节为2s足够。

我们再来看TIME_WAIT状态，TIME_WAIT状态存在的意义是：最后发送的这个ACK包可能会被丢弃掉或者有延迟，这样对端就会再次发送FIN包。如果不维持TIME_WAIT这个状态，那么再次收到对端的FIN包后，本端就会回一个Reset包，这可能会产生一些异常。

数据传输时可以调节的参数

拥塞控制查看方法

重传率计算：retrans = (RetransSegs－last RetransSegs) ／ (OutSegs－last OutSegs) * 100?

tcpdump抓包原理

warning

1.如果网络包已经被网卡丢弃了，那么tcpdump是抓不到它的

2.，比如因为发送缓冲区满而被丢弃，tcpdump同样抓不到它

轻量级追踪方式是TCP Tracepoints。

tcpdump的能力范围简单地总结为：网卡以内的问题可以交给tcpdump来处理；对于网卡以外（包括网卡上）的问题，tcpdump可能就捉襟见肘了。这个时候，你需要在对端也使用tcpdump来抓包。

后面有空可以玩一下这些工具。

• Kprobe是一个很通用的追踪工具，在低版本内核上，你可以使用这个方法来追踪TCP重传事件；
• Tracepoint是一个更加轻量级也更加方便的追踪TCP重传的工具，但是需要你的内核版本为4.16+；
• 如果你想要更简单些，那你可以直接使用tcpretrans这个工具。

Tcp如何高效利用本机cpu

首先先说说收包过程，网卡以DMA方式放入ringBuffer中，软中断把skb取走，然后把新的skb挂上去。其中指针数据是预先分配好的，而skb是动态分配的。

查看ringbuffer是256

满了，就网卡丢弃了。

网络包的处理分为硬中断和软中断。

硬中断：把poll_list添加到per-cpu的softnet_data的poll_list里面。

软中断：对softnet_data的poll_list进行变量。（内核线程ksoftirqd）.

同时软中断线程和硬中断线程具有核亲密性，会在同一个核上处理。

可以通过中断号看对应亲和的核。

1000 第四个CPU， cpu3

所以我们可以加大ens33的网卡队列数，并且设置队列中断号上的smp_affinity，将硬中断打散到不同的cpu上。

还可以通过top观察

还可以通过dpdk可以绕过内核协议栈，更高效的节约指令，从根源上节省和提高cpu。

关于dpdk下次有机会聊聊。