1.TCP拥塞控制算法
2.TCP连接管理（二）：状态迁移
3.linux下TCP在FIN_WAIT1状态能持续多久及TCP假连接问题
4.FREE SOLO - 自己动手实现Raft - 1 - 理解状态机
5.TCP状态机
6.一文从linux源码看socket的状p状close基本概括
TCP拥塞控制算法
TCP协议中的关键控制机制包括流量控制和阻塞控制，其中阻塞控制主要通过拥塞控制来实现，态机态机以维护网络的源码稳定运行。拥塞控制的详解核心是拥塞控制状态机和四种算法：慢启动、拥塞避免、状p状拥塞发生时算法以及快速恢复。态机态机spark 内存管理源码
状态机有五种状态：Open、源码Disorder、详解CWR（拥塞窗口减少）、状p状Recovery和Loss。态机态机Open状态在接收ACK时根据cwnd与慢启动阈值ssthresh的源码关系调整发送策略。Disorder状态通过飞行包守恒原则来控制发送节奏。详解当网络显示拥塞，状p状发送方进入CWR状态，态机态机cwnd逐渐减小。源码Recovery状态在收到足够确认后，cwnd逐步恢复，直到ssthresh。而Loss状态则是当数据包丢失过多，发送方会减小cwnd并重新启动慢启动。
四种算法分别是：慢启动初始缓慢增加cwnd，当达到ssthresh则进入拥塞避免，通过线性或指数增长调整窗口；拥塞避免在收到ACK时逐步增加cwnd；快速恢复则在丢包后快速响应，通过缩小区段数量并重新开始慢启动；超时重传在RTO后重传数据，Reno算法的优化则在收到三个重复确认时启动快速恢复。
尽管TCP拥塞控制机制已经相对成熟，但业界仍在不断研究和优化，例如谷歌的BBR算法。后续内容将探讨这些新进展，敬请期待。
TCP连接管理（二）：状态迁移
本文深入探讨TCP连接状态迁移过程，重点关注创建与断开连接时的状态变化。TCP通过协议状态机控制连接过程，从建立到释放，涉及多种状态迁移规则。理解这些状态及其转换条件对于优化网络通信至关重要。视频卖货源码
状态机图展示了从初始状态到各种终止状态的完整流程，包括ESTAB、FINWAIT-1、FINWAIT-2、TIME WAIT和CLOSED等关键状态。不同状态下的行为和转换逻辑对于确保连接安全、可靠至关重要。
MSL（最大段生存期）是报文在网络中允许存在的最长时间，对TCP报文传输至关重要。在Linux和Windows系统中，MSL可通过配置参数进行调整，以适应不同网络环境和需求。
TIME WAIT状态（2MSL等待状态）在连接终止后保留两倍MSL时间，确保所有报文段在网络中消逝，避免旧连接与新连接混淆。这一机制对于防止连接残留和数据丢失具有重要作用。
连接管理中的平静时间允许系统等待旧连接报文段在网络中消逝，减少错误连接的可能性。虽然实现方式因系统而异，但确保连接管理遵循TCP协议规范对于维护网络通信安全至关重要。
同时打开和同时关闭情况下的处理机制允许通信双方在同一时间内建立和关闭连接，TCP设计旨在处理此类并发操作，确保连接状态的一致性和可预测性。
本文详细解析TCP连接管理过程中的状态迁移，强调理解状态机、MSL、TIME WAIT和同时打开/关闭等概念对于优化网络通信的重要性。通过掌握这些基础知识，网络开发者和系统管理员可以更有效地维护和优化网络环境，确保数据传输的可靠性和安全性。
linux下TCP在FIN_WAIT1状态能持续多久及TCP假连接问题
本文探讨了TCP在FIN_WAIT1状态的持续时间以及TCP所谓的“假连接”或“死连接”问题。首先，我们从状态机的角度来分析。
我们关注的是从ESTABLISHED状态转换到FIN_WAIT1状态的过程。这个过程简洁明了，开发高级报表源码涉及到状态转换的基本逻辑。通过观察状态机转换图以及相应的时序图，我们可以明确得出在正常情况下，FIN_WAIT1状态的持续时间大约为一个RTT（往返时间）左右。这个时间非常短暂，几乎在眨眼间即逝。
然而，这个结论基于两个假设。接下来，本文通过设计实验来探讨在异常情况下的实际表现。实验构建了一个拓扑，模拟了在接收端TCP针对FIN发送的ACK丢失的场景。按照理论预期，FIN_WAIT1状态应永久持续。但实验结果显示，即使在接收端进程退出销毁的条件下，FIN_WAIT1状态最终消失。
这一现象的解释涉及到Linux内核协议栈中的一个关键参数：`tcp_orphan_retries`。这个参数规定了在收不到针对FIN的ACK时，TCP应等待的超时轮数。超过这个轮数后，连接将被销毁。因此，即使接收端进程已退出，TCP连接状态仍能得到清理。
实验表明，虽然TCP理论上不应因对端的异常行为而永久维持连接，但实际上，为防止资源泄漏，TCP实现必须处理异常情况。`tcp_orphan_retries`参数确保了即使在接收端不可用的情况下，连接也能在合理时间内得到释放。
通过上述实验，我们得出了关于FIN_WAIT1状态持续时间的结论。接下来，双击游戏源码大全文章转向讨论更复杂的问题，即在接收端进程未完全退出的情况下，数据传输为何能够继续进行。这涉及到TCP状态机在缓存层面上的特性，以及数据如何在进程已退出的情况下继续发送。
实验显示，尽管接收端进程已退出，但由于发送端已发送的大量数据仍存在于缓冲区，数据传输并未立即停止。在发送端进程退出后，即使接收端进程不存在，TCP状态机仍会将FIN包排队到发送缓冲区，使得连接进入FIN_WAIT1状态，直到缓冲区中的所有数据发送完毕。这表明，即使接收端进程已完全退出，数据传输仍能继续一段时间。
最后，文章探讨了如何应对这种“假连接”或“死连接”问题。这涉及到在正常情况下引入的Keepalive机制，用于检测连接的活跃性并避免状态机的僵化。尽管Keepalive机制有助于解决假连接问题，但在特定情况下，如用户态未设置Keepalive，连接仍可能成为死连接。文章强调了理解TCP状态机及其实现的必要性，并指出在排查和确认逻辑时，源码并不是唯一的参考，关键在于理解协议标准和其背后的实现建议。
FREE SOLO - 自己动手实现Raft - 1 - 理解状态机
状态机思维对于理解计算机系统和开发Raft程序至关重要，其核心在于将计算系统视为一系列状态的转换。每次转换由特定事件触发，并遵循预先设定的规则。掌握初始状态与转换规则后，系统将能够自由、个人期权平台源码正确、稳定地运行，无需过多关注事件发生的顺序。下面通过实际例子深入探讨状态机模型的应用。
以操作系统为例，其状态机包含状态、事件与规则。状态代表系统在不同操作时的状态集合，初始状态通常在CPU上电后，寄存器被初始化时确定，具体值可查阅Intel编程手册。事件是触发状态转换的指令，可以是单条汇编指令或多个指令的集合。规则则描述了寄存器、内存或磁盘数据如何按照指令发生变化。通过使用调试工具如qemu + gdb，可以直观地观察到状态转换的过程，例如验证初始化时的寄存器状态是否符合预期。
在棋类游戏中，状态机模型同样适用。初始状态为棋盘的初始布局，事件为棋手轮流走子，规则遵循特定的棋类游戏规则。状态机的转换形成了一个博弈树，棋手的目标是进入有利状态。特定的初始局面，如“江湖排局”，虽在现实中无法实现，但可视为一种特定的初始状态。
Raft分布式一致性算法的应用中，状态机模型同样起到关键作用。它描述了单个节点和整个系统的状态变迁，通过在回调函数中实现的代码来追踪和管理状态。利用工具如remu，可以查看全局状态的变化，从而理解算法的运行过程。
TCP协议的状态机模型较为复杂，涉及多个状态阶段，如连接建立、数据传输和连接关闭等。每个状态之间通过事件（如数据包接收、发送等）进行转换，遵循特定的规则。详细解析TCP状态机的工作原理，将留待后续文章深入探讨。
计算机模型可以从理论（如图灵机）和工程（如冯诺依曼架构）两个层面理解，状态机模型同样适用。通过状态机视角，可以更好地理解和设计复杂系统。未来将更多地探讨计算机模型的实现和应用。
如需进一步了解或合作，请通过以下方式联系：email: castermode@gmail.com，访问网站vectordb.io，或关注项目进展。
TCP状态机
TCP状态机是一种关键的通信协议工具，它通过种状态来表示TCP操作流程。在开发、优化和故障排查中，理解TCP状态转换至关重要。以下是TCP的主要状态及它们的转换过程：
1. CLOSED：无连接，没有活动。
2. LISTEN：服务器等待连接，处于监听状态。
3. SYN_RCVD：收到连接请求，但未确认。
4. SYN_SENT：已发送连接请求，等待确认。
5. ESTABLISHED：连接建立，进行数据传输。
6. FIN_WAIT_1（主动关闭）：发送关闭请求，等待确认。
7. FIN_WAIT_2（主动关闭）：收到关闭确认，等待对方请求关闭。
8. TIMED_WAIT：双方关闭后，等待所有分组消亡。
9. CLOSING：双方同时尝试关闭，等待对方确认。
. CLOSE_WAIT（被动关闭）：收到关闭请求，已确认。
. LAST_ACK（被动关闭）：等待最后一个关闭确认，确认所有分组消亡。
连接建立遵循三次握手，服务器进入LISTEN状态，客户端发送SYN后进入SYN_SENT，服务器回应SYN+ACK，客户端确认完成ESTABLISHED。断开连接则经历四次挥手，客户端先FIN并进入FIN_WAIT_1，服务器确认后进入CLOSE_WAIT，双方各自进入FIN_WAIT_2和LAST_ACK，等待所有分组消亡后关闭连接，最后返回到CLOSED状态。
在DPVS负载均衡中，TCP协议的处理涉及到一系列函数，如确认连接归属、连接调度、报文处理（包括NAT转换）以及状态机的迁移操作。通过这些功能，TCP连接管理得以实现并确保通信的稳定性和可靠性。
一文从linux源码看socket的close基本概括
理解TCP关闭过程的关键在于四次挥手，这个过程是主动关闭、被动关闭和同时关闭的统一体现。在主动关闭close(fd)的过程中，通过C语言中的close(int fd)函数调用系统调用sys_close，进而执行filp_close方法。随后，fput函数处理多进程中的socket引用问题，确保父进程也正确关闭socket。在f_op->release的实现中，我们关注socket与file的关系以及close(fd)调用链。随着状态机的变迁，TCP从FIN_WAIT1变迁至FIN_WAIT2，设置一个TCP_FIN_WAIT2定时器，防止由于对端未回应导致的长时间等待。FIN_WAIT2状态等待对端的FIN，完成最后两次挥手。接收对端FIN后，状态变化至time_wait，原socket资源被回收，并在时间等待超时后从系统中清除。在被动关闭中，接收FIN进入close_wait状态，应用关闭连接时改变状态为last_ack，并发送本端的FIN。被动关闭的后两次挥手后，连接关闭。出现大量close_wait通常与应用检测到对端FIN时未及时关闭有关，解决方法包括调整连接池的参数或加入心跳检测。操作系统通过包活定时器在超时后强制关闭连接。进程退出时会关闭所有文件描述符，再次触发filp_close函数。在Java中，通过重写finalize方法，GC会在释放内存时关闭未被引用的socket，但不可完全依赖GC来管理socket资源，以避免潜在的内存泄露问题。总结，深入理解TCP关闭过程有助于优化网络应用程序的性能和稳定性，同时阅读Linux内核源代码需要耐心和系统性的方法。
网络TCP的状态机分析
TCP通信的全过程可以划分为连接建立、数据传输和连接释放三个主要阶段，每个阶段内部又细分为多个状态，总计种状态。TCP状态机在uIP协议栈的tcp_input.c中有着清晰的实现。
首先，当连接未被使用时，处于CLOSED状态，这是初始化的起点。接着，LISTEN状态表示服务器时刻准备接收来自客户端的连接请求。当客户端发送SYN=1的报文时，转为SYN_SENT状态。收到该请求后，服务器进入SYN_RCVD状态。
当双方都确认了SYN，连接进入ESTABLISHED状态，此时数据传输正式开始。当一方（客户端）主动关闭连接，发送FIN=1的报文后，会进入不同的状态：FIN_WAIT_1等待服务端的ack响应，而服务端则处于CLOSE_WAIT状态。客户端在收到自己的FIN的ack后，进入FIN_WAIT_2，即半关闭状态，但仍允许接收服务端的数据。
服务端发送FIN后，进入LAST_ACK状态，等待客户端的ack，之后是TIME_WAIT状态，这个阶段持续2MSL（最大段生存时间），确保服务端的ack已被正确接收，避免出现重传的情况。当客户端发送最后的ack，完成连接释放后，进入TIME_WAIT状态等待，然后资源被释放，为新的连接周期做好准备。
一图看懂|图解TCP/UDP
一、TCP详解
首部结构: 每个TCP报文头部包括源/目标端口(src/dst ports), 序号/确认号(seq/ack), 数据偏移和控制位(URG, ACK, PSH, RST, SYN, FIN), 窗口大小, 校验和以及紧急指针，它们共同维护数据传输的稳定性和可靠性。 流量控制: 通过滑动窗口机制(receiver's window)巧妙地调节发送速率，确保接收方可以有效处理。 拥塞控制: 防止网络拥塞，采用慢开始、拥塞避免、快重传和快恢复算法，确保数据流的高效传输。TCP状态机详解
三次握手：连接建立流程，SYN发送(seq=x, SYN=1), 接收ACK(ACK=1, seq=y+1, SYN=1)，最后ACK确认(ACK=1, seq=x+1)。 四次挥手：断开连接，FIN发送(FIN=1, seq=u, ACK=1), 接收ACK(ACK=1, seq=u+1), 发送FIN确认(FIN=1, seq=w+1, ACK=1)，最后接收方FIN响应(ACK=1, seq=v, FIN=1)。 TCP核心机制保活计时器确保长连接的维护，半连接队列在SYN_RCVD状态下处理未确认的连接请求。
握手与挥手不可简化，保障连接的完整性和可靠性，而SYN洪泛攻击则揭示了安全挑战。数据传输的可靠性
TCP通过差错控制和编号排序(sequence numbers)确保数据的正确性，应用层确认与超时重传机制(ACK and retransmission)有效防止数据丢失。TCP与UDP对比
TCP是面向连接的，提供可靠服务，而UDP是无连接的，面向报文，适合于实时性要求高的应用，如音频/视频传输。TCP的缺点是首部开销大，但服务质量更稳定。