TCP使用四种定时器
TCP协议保持连接的方法与实现技巧
TCP协议保持连接的方法与实现技巧一. 简介TCP（Transmission Control Protocol）是互联网通信协议中最常用的一种，它提供了可靠的、面向连接的通信机制。
在TCP连接中，保持连接的稳定性是至关重要的，本文将探讨TCP协议的保持连接的方法与实现技巧。
二. 超时重传机制一种常见的保持TCP连接的方法是使用超时重传机制。
在TCP连接中，发送方发送数据包后，会启动一个定时器，等待接收方的确认应答。
如果在一定时间内未收到确认，发送方会假设数据包丢失，触发超时重传，重新发送数据包。
通过超时重传机制，可以确保数据的可靠传输，从而保持连接的稳定性。
三. 心跳机制另一种常用的保持TCP连接的方法是使用心跳机制。
心跳机制是指发送方定期发送小型数据包给接收方，以确保连接的有效性。
接收方收到心跳包后，会对其进行确认，以示连接仍然活跃。
四. keepalive参数设置TCP协议提供了一个keepalive参数，可以用于保持连接的稳定性。
通过设置keepalive参数，可以让操作系统在一定时间内检测连接的有效性。
当检测到连接失效时，操作系统会主动关闭连接，从而保持连接的稳定性。
五. 适当调整TCP连接超时时间TCP连接的超时时间是指在没有数据交换时，连接保持的时间长度。
在实际应用中，根据网络环境和数据传输需求的不同，可以适当调整TCP连接的超时时间，以提高连接的稳定性。
较长的超时时间可以减少连接的频繁建立和断开，但会增加连接的延迟；较短的超时时间可以提高连接的响应速度，但可能导致连接的不稳定。
因此，根据具体情况，需要权衡这两个因素，来确定适当的超时时间。
六. 使用连接池技术在实际应用中，经常需要同时与多个服务器建立TCP连接。
为了提高性能和效率，可以使用连接池技术来管理这些连接。
连接池是一个预先创建的连接的集合，当需要与服务器建立连接时，可以直接从连接池中获取连接，而无需建立新的连接。
通过连接池技术，可以减少连接的创建和断开操作，提高连接的复用率，从而提高连接的稳定性。
TCP-IP协议(第8章传输控制协议)
主机A (客户端)
报文段1：SYN seq=x ack:-
主机B （服务器端）
报文段2：SYN+ACK
时
seq=y ack=x+1
间
报文段3：ACK seq=x+1 ack=y+1
TCP协议建立连接三次握手的过程
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TCP协议中建立连接采用三次握手（three-way handshake） 的方式实现 I.客户端发起请求建立连接报文（SYN报文），SYN报文中 指明打算连接的服务器端口，自身的临时端口以及客户端 的初始序号。报文中SYN=1，ACK=0； II.服务器同意建立连接则响应SYN=1，ACK=1的SYN+ACK响 应报文，报文中选择服务器端的初始序号，并将客户端的 初始序号加1，对客户的SYN报文进行确认； III.客户端发送ACK=1的AKC报文对连接进行确认，报文中 本端序号加1，并对客户端序号加1，已确认SYN+ACK报文。
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五、TCP的连接管理状态转换
为表达TCP在建立连接、释放连接和数据传输期间的所有状 态及状态的转换，可以通过有限状态机描述。该状态机有11 种状态。在任何时刻，TCP只处于某一种状态，并一直保持 这个状态，直到发生新的事件使机器进入一个新的状态。
状态 CLOSE LISTEN SYN_SENT
报文段4：ACK seq=x+1 ack=z+1
主机B （服务器端）
时 间
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一个TCP连接是全双工的，每个方向单独关闭，原则为： 一方没有数据发送后，就发送FIN关闭这个方向的连接， 但仍能接收另一方发来的数据。只有两个方向的连接都 关闭后，该TCP连接才被完全释放。
TCP连接释放四次握手的步骤: I. 首先进行关闭的客户端的TCP发送第一个报文段，FIN标
什么是HTTPKeep-Alive呢？
什么是HTTPKeep-Alive呢？在通过调试⼯具查看⽹络请求的时候，通常在response header能看到类似下⾯这种：Keep-Alive: timeout=10, max=94 。
那么Keep-Alive到底是什么呢？HTTP Keep-Alive在http早期，每个http请求都要求打开⼀个tpc socket连接，并且使⽤⼀次之后就断开这个tcp连接。
使⽤keep-alive可以改善这种状态，即在⼀次TCP连接中可以持续发送多份数据⽽不会断开连接。
通过使⽤keep-alive机制，可以减少tcp连接建⽴次数，也意味着可以减少TIME_WAIT状态连接，以此提⾼性能和提⾼httpd服务器的吞吐率(更少的tcp连接意味着更少的系统内核调⽤,socket的accept()和close()调⽤)。
但是，并不是免费的午餐,长时间的tcp连接容易导致系统资源⽆效占⽤。
配置不当的keep-alive，有时⽐重复利⽤连接带来的损失还更⼤。
所以，正确地设置keep-alive timeout时间⾮常重要。
keepalvie timeoutHttpd守护进程，⼀般都提供了keep-alive timeout时间设置参数。
⽐如nginx的keepalive_timeout，和Apache的KeepAliveTimeout。
这个keepalive_timout时间值意味着：⼀个http产⽣的tcp连接在传送完最后⼀个响应后，还需要hold住keepalive_timeout秒后，才开始关闭这个连接。
当httpd守护进程发送完⼀个响应后，理应马上主动关闭相应的tcp连接，设置 keepalive_timeout后，httpd守护进程会想说：”再等等吧，看看浏览器还有没有请求过来”，这⼀等，便是keepalive_timeout时间。
如果守护进程在这个等待的时间⾥，⼀直没有收到浏览发过来http请求，则关闭这个http连接。
Windows中7种定时器
众所周知，Windows 是基于消息机制的系统，任何事件的执行都是通过发送和接收消息来完成的。
这样就带来了一些问题，如一旦计算机的CPU被某个进程占用，或系统资源紧张时，发送到消息队列中的消息就暂时被挂起，得不到实时处理。
因此，不能简单地通过Windows消息引发一个对定时要求严格的事件。
另外，由于在Windows中已经封装了计算机底层硬件的访问，所以，要想通过直接利用访问硬件来完成精确定时，也比较困难。
所以在实际应用时，应针对具体定时精度的要求，采取相适应的定时方法。
VC中提供了很多关于时间操作的函数，利用它们控制程序能够精确地完成定时和计时操作。
本文详细介绍了VC中基于Windows的精确定时的七种方式，如下图所示：图一图像描述方式一：VC中的WM_TIMER消息映射能进行简单的时间控制。
首先调用函数SetTimer()设置定时间隔，如SetTimer(0,200,NULL)即为设置200ms 的时间间隔。
然后在应用程序中增加定时响应函数OnTimer()，并在该函数中添加响应的处理语句，用来完成到达定时时间的操作。
这种定时方法非常简单，可以实现一定的定时功能，但其定时功能如同Sleep()函数的延时功能一样，精度非常低，最小计时精度仅为30ms，CPU占用低，且定时器消息在多任务操作系统中的优先级很低，不能得到及时响应，往往不能满足实时控制环境下的应用。
只可以用来实现诸如位图的动态显示等对定时精度要求不高的情况。
如示例工程中的Timer1。
方式二：VC中使用sleep()函数实现延时，它的单位是ms，如延时2秒，用sleep(2000)。
精度非常低，最小计时精度仅为30ms，用sleep函数的不利处在于延时期间不能处理其他的消息，如果时间太长，就好象死机一样，CPU占用率非常高，只能用于要求不高的延时程序中。
如示例工程中的Timer2。
方式三：利用COleDateTime类和COleDateTimeSpan类结合WINDOWS的消息处理过程来实现秒级延时。
计算机专业基础综合(计算机网络)模拟试卷4
计算机专业基础综合（计算机网络）模拟试卷4(总分：114.00，做题时间：90分钟)一、单项选择题(总题数：41，分数：82.00)1.单项选择题1-40小题。
下列每题给出的四个选项中，只有一个选项是最符合题目要求的。
（分数：2.00）__________________________________________________________________________________________ 解析：2.在TCP／IP模型中，主机采用( )标识，运行在主机上的应用程序采用( )标识。
（分数：2.00）A.端口号，主机地址B.主机地址，IP地址C.IP地址，主机地址D.IP电址，端口号√解析：解析：在TCP／IP模型中，IP地址用来标识主机，使用IP地址来完成数据包的路由。
而端口号则存在于传输层的头部中，用来标识主机上的不同进程。
3.UDP端口号分为3类，即熟知端口号、注册端口号和( )。
（分数：2.00）A.永久端口号B.确认端口号C.客户端口号D.临时端口号√解析：解析：UDP端口号有熟知端口号、注册端口号和临时端口号。
4.TCP协议规定HTTP( )进程的端口号为80。
（分数：2.00）A.客户B.分布C.服务器√D.主机解析：解析：TCP协议规定在HTTP协议中80端口号代表的是服务器进程。
5.计算机网络最本质的活动是分布在不同地理位置的主机之间的( )。
（分数：2.00）A.数据交换B.网络连接C.进程通信√D.网络服务解析：解析：计算机的通信是指两个计算机中的进程之间的通信。
6.设TCP使用的最大窗口为64 KB，即64×1024字节，而传输信道的带宽可认为是不受限制的。
若报文段的平均时延为20 ms，则最大的吞吐量是( )。
（分数：2.00）A.25．88 Mb／sB.24．88 Mb／sC.26．21 Mb／s √D.27．21 Mb／s解析：解析：在报文段平均往返时延20 ms内，发送方最多能发送64×1 024×8 b，所以最大的吞吐量=64×1024×8／(20×10 -3 )=26 214 400 b／s=26．21 Mb／s。
计算机网络与通信复习资料完整版
《计算机网络与通信》复习资料课后习题答案选择题第一章1、局域网与广域网的互联是通过（B）来实现的。
A: 通信子网B、路由器 C、城域网 D、电话交换网2、计算机网络是计算机技术与（C）技术密切结合的产物A:交换机 B、硬件C、通信 D、自动控制3、20世纪60年代，美国国防部高级研究中心提出的网络研究课题的名称为（D）A、WANB、LANC、TCP/IPD、ARPAnet第二章1、波特率等于（B）A、每秒传输的比特数B、每秒传输的周期数C、每秒传输的脉冲数D、每秒传输的字节数2、在传输介质中，带宽最大、信号衰减最小、抗干扰能力最强的是(B )A、双绞线B、光纤C、同轴电缆D、无线信道3、两台计算机利用电话线传输数据时需要的设备是（D）A、网卡B、中级器C、集线器D、调制解调器4、将信道总频带划分为若干个子信道，每个子信道传输一路模拟信号，即为(B )A、时分多路B、频分多路C、波分多路D、统计时分多路5、一种载波信号相位移动来表示数字数据的调制方法称为（A）键控法A、相移B、幅移C、频移D、混合6、报文交换与分组交换相比，报文交换（B ）A、有利于迅速纠错B、出错时需重传整个报文C、把报文分成若干分组D、出错时不需要重传整个报文7、用CRC发现报文分组出错，用（D）方法纠错A、由信宿纠错B、忽略C、按位纠错D、丢弃重传第三章1、TCP/IP协议将（A）合并到应用层A、表示层、会话层B、物理层和网络层C、传输层、会话层2、计算机网络协议的含义是（D）A、语法B、语义C、同步D、为进行数据交换与处理所建立的标准、规则3、在TCP/IP中，地址解析协议协议和逆向地址解析协议属于（B）A、应用层B、网络层C、传输层第四章1、关于物理层的描述中，错误的是：( D )A、物理层处于网络参考模型的最低层，直接与传输介质相连。
B、物理层设计时主要考虑如何在连接开放系统的传输介质上传输各种数据的比特流C、设置物理层的目的是为数据链路层屏蔽传输介质与设备的差异D、物理层的传输可靠性靠自己解决。
tcp_user_timeout 工作原理
tcp_user_timeout 工作原理TCP（Transmission Control Protocol）是一种面向连接的传输层协议，它提供可靠的、有序的、基于字节流的数据传输。
在TCP中，有一个重要的概念叫做"用户超时"（user timeout），它是指当TCP连接中的双方长时间没有数据交互时，TCP会认为连接已经失效并主动关闭连接。
用户超时的工作原理主要涉及以下几个方面：连接状态、超时计时器和超时时间。
首先，让我们了解一下TCP连接的状态。
TCP连接的生命周期可以分为三个主要阶段：建立连接、数据传输和关闭连接。
在建立连接阶段，TCP客户端和服务端通过"三次握手"建立了连接，并进入了已连接的状态。
在数据传输阶段，双方通过TCP的滑动窗口协议进行数据的传输和确认。
最后，在关闭连接阶段，双方通过"四次握手"关闭连接。
在数据传输阶段，TCP会根据数据的传输情况来动态调整超时时间。
当TCP发送数据时，如果收到了对方的确认（ACK），则认为连接是活动的，并重置超时计时器。
如果超过了超时时间仍未收到对方的确认，则认为连接可能已经失效，TCP会尝试重新发送数据。
如果尝试的次数达到了一定的阈值（通常是3次），仍未收到确认，则TCP将认为连接已经失效并主动关闭连接。
那么，超时计时器是如何工作的呢？每个TCP连接都有一个独立的超时计时器。
当建立连接时，TCP会根据一些启发式算法（如RTT估计）来设置初始的超时时间。
随着时间的推移和数据的传输，超时时间可能会进行调整。
一般情况下，每次收到一个新的确认时，TCP会根据当前的网络状况来调整超时时间。
具体的调整算法可能因TCP实现的不同而有所差异，但是通常会根据当前的RTT估计和一些乘法因子来进行调整。
当超过了超时时间仍未收到确认时，TCP会认为连接可能已经失效，并执行相应的处理。
最后，超时时间是如何确定的呢？超时时间的确定是一个复杂的问题，需要考虑到网络状况的变化、传输时延的波动以及应用程序的需求等因素。
TCP四种定时器（重传定时器，坚持计时器，保活定时器，时间等待计时器）
TCP四种定时器（重传定时器，坚持计时器，保活定时器，时间等待计时器）TCP 四种定时器重传定时器主要为了防⽌报⽂丢失或者阻塞。
当A向B发送报⽂时，就会启动重传定时器，若在定时器到达之后，仍没有收到B的确认报⽂，则A会重新发送上次发送的报⽂。
同时，令重传定时器复位。
继续计时。
坚持计时器此计时器针对下⾯场景：当B向A发送了0窗⼝报⽂，B此时已经没有空间接受A发送的数据了，通知A停⽌发送。
A在收到后即停⽌发送，等待⼀段时间后，B有了⼀些空间，可以继续接收了。
此时再向A发送⾮0窗⼝报⽂。
如果此⾮0窗⼝报⽂在⽹络中阻塞或者丢失了,那么A将永远以为B没有空间接收数据，B也永远在等待A发来的数据。
这样就会造成死锁的局⾯。
在A接收到B发送的0窗⼝报⽂后，就设⽴坚持定时器，当定时器到达后，A就像B发送⼀个探测报⽂。
B收到探测报⽂后会给出A确认报⽂。
* 确认报⽂中的窗⼝值不是0，则死锁局⾯打开。
* 确认报⽂中的窗⼝值是0，则重置坚持定时器，并将时间翻倍，但是最⼤不能超过60秒。
（到达60后，以后都是60秒）* A在发送探测报⽂后，启动重传定时器，若没有收到B的确认报⽂，则重传探测报⽂。
保活定时器应⽤场景：客户机因为某些故障退出，⽽服务器并不知道，还在⼀直等待客户机发来的数据，这样就⽩⽩浪费了计算机资源。
在服务器端设置保活计时器，服务器每收到客户机的⼀次消息，就重置保活计时器，时间通常为2⼩时。
若2个⼩时都没有收到客户机发来的消息，服务器就像客户机发送⼀个探测报⽂，以后每隔75分钟发送⼀次。
若连续发送了10个探测报⽂后客户机仍⽆响应，则服务器就会认为客户机故障，并断开这次连接。
时间等待计时器时间等待及时器⽤于TCP“四次挥⼿”阶段。
当客户端向服务器发送最后⼀次确认报⽂时，就设定⼀个时间等待及时器，等待2MSL时间后再结束连接。
MSL：最长报⽂段寿命，⼤⼩为30s~2分钟。
根据不同的应⽤有不同的设置。
客户机为什么要等待2MSL时间？①为了保证服务器能够收到客户机发送的最后⼀个确认报⽂。
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TCP使用四种定时器（Timer，也称为“计时器”）：
重传计时器：Retransmission Timer
坚持计时器：Persistent Timer
保活计时器：Keeplive Timer
时间等待计时器：Time_Wait Timer。
（1）重传计时器：
重传定时器：为了控制丢失的报文段或丢弃的报文段，也就是对报文段确认的等待时间。
当TCP发送报文段时，就创建这个特定报文段的重传计时器，可能发生两种情况：若在计时器超时之前收到对报文段的确认，则撤销计时器；若在收到对特定报文段的确认之前计时器超时，则重传该报文，并把计时器复位；
重传时间=2*RTT；
RTT的值应该动态计算。
常用的公式是：RTT=previous RTT*i + （1-i）*current RTT。
i
的值通常取90%，即新的RTT是以前的RTT值的90%加上当前RTT值的10%.
Karn算法：对重传报文，在计算新的RTT时，不考虑重传报文的RTT。
因为无法推理出：发送端所收到的确认是对上一次报文段的确认还是对重传报文段的确认。
干脆不计入。
（2）坚持计时器：persistent timer
专门为对付零窗口通知而设立的。
当发送端收到零窗口的确认时，就启动坚持计时器，当坚持计时器截止期到时，发送端TCP 就发送一个特殊的报文段，叫探测报文段，这个报文段只有一个字节的数据。
探测报文段有序号，但序号永远不需要确认，甚至在计算对其他部分数据的确认时这个序号也被忽略。
探测报文段提醒接收端TCP，确认已丢失，必须重传。
坚持计时器的截止期设置为重传时间的值，但若没有收到从接收端来的响应，则发送另一个探测报文段，并将坚持计时器的值加倍和并复位，发送端继续发送探测报文段，将坚持计时器的值加倍和复位，知道这个值增大到阈值为止（通常为60秒）。
之后，发送端每隔60s 就发送一个报文段，直到窗口重新打开为止；
（3）保活计时器：keeplive timer
每当服务器收到客户的信息，就将keeplive timer复位，超时通常设置2小时，若服务器超过2小时还没有收到来自客户的信息，就发送探测报文段，若发送了10个探测报文段（没75秒发送一个）还没收到响应，则终止连接。
（4）时间等待计时器：Time_Wait Timer
在连接终止期使用，当TCP关闭连接时，并不认为这个连接就真正关闭了，在时间等待期间，连接还处于一种中间过度状态。
这样就可以时重复的fin报文段在到达终点后被丢弃，这个计时器的值通常设置为一格报文段寿命期望值的两倍。