tcp握手
客户端在等待服务器回复的 ACK 报文。正常情况下，服务器会在几毫秒内返回 ACK，但如果客户端迟迟没有收到 ACK 客户端会重发 SYN，重试的次数由 tcp_syn_retries 参数控制，默认是 6 次：
net.ipv4.tcp_syn_retries = 6
第 1 次重试发生在 1 秒钟后，接着会以翻倍的方式在第 2、4、8、16、32 秒共做 6 次重试，最后一次重试会等待 64 秒，如果仍然没有返回 ACK，才会终止三次握手。所以，总耗时是 1+2+4+8+16+32+64=127 秒，超过 2 分钟。
如果这是一台有明确任务的服务器，你可以根据网络的稳定性和目标服务器的繁忙程度修改重试次数，调整客户端的三次握手时间上限。比如内网中通讯时，就可以适当调低重试次数，尽快把错误暴露给应用程序。
新连接建立失败的原因有很多，怎样获得由于队列已满而引发的失败次数呢？netstat -s 命令给出的统计结果中可以得到。
# netstat -s | grep "SYNs to LISTEN"
1192450 SYNs to LISTEN sockets dropped
这里给出的是队列溢出导致 SYN 被丢弃的个数。注意这是一个累计值，如果数值在持续增加，则应该调大 SYN 半连接队列。修改队列大小的方法，是设置 Linux 的 tcp_max_syn_backlog 参数：
net.ipv4.tcp_max_syn_backlog = 1024
如果 SYN 半连接队列已满，只能丢弃连接吗？并不是这样，开启 syncookies 功能就可以在不使用 SYN 队列的情况下成功建立连接。syncookies 是这么做的：服务器根据当前状态计算出一个值，放在己方发出的 SYN+ACK 报文中发出，当客户端返回 ACK 报文时，取出该值验证，如果合法，就认为连接建立成功
Linux 下怎样开启 syncookies 功能呢？修改 tcp_syncookies 参数即可，其中值为 0 时表示关闭该功能，2 表示无条件开启功能，而 1 则表示仅当 SYN 半连接队列放不下时，再启用它。由于 syncookie 仅用于应对 SYN 泛洪攻击（攻击者恶意构造大量的 SYN 报文发送给服务器，造成 SYN 半连接队列溢出，导致正常客户端的连接无法建立），这种方式建立的连接，许多 TCP 特性都无法使用。所以，应当把 tcp_syncookies 设置为 1，仅在队列满时再启用。
net.ipv4.tcp_syncookies = 1
当客户端接收到服务器发来的 SYN+ACK 报文后，就会回复 ACK 去通知服务器，同时己方连接状态从 SYN_SENT 转换为 ESTABLISHED，表示连接建立成功。服务器端连接成功建立的时间还要再往后，到它收到 ACK 后状态才变为 ESTABLISHED。
如果服务器没有收到 ACK，就会一直重发 SYN+ACK 报文。当网络繁忙、不稳定时，报文丢失就会变严重，此时应该调大重发次数。反之则可以调小重发次数。修改重发次数的方法是，调整 tcp_synack_retries 参数：
net.ipv4.tcp_synack_retries = 5
tcp_synack_retries 的默认重试次数是 5 次，与客户端重发 SYN 类似，它的重试会经历 1、2、4、8、16 秒，最后一次重试后等待 32 秒，若仍然没有收到 ACK，才会关闭连接，故共需要等待 63 秒。
服务器收到 ACK 后连接建立成功，此时，内核会把连接从 SYN 半连接队列中移出，再移入 accept 队列，等待进程调用 accept 函数时把连接取出来。如果进程不能及时地调用 accept 函数，就会造成 accept 队列溢出，最终导致建立好的 TCP 连接被丢弃。
实际上，丢弃连接只是 Linux 的默认行为，我们还可以选择向客户端发送 RST 复位报文，告诉客户端连接已经建立失败。打开这一功能需要将 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 1。
net.ipv4.tcp_abort_on_overflow = 0
通常情况下，应当把 tcp_abort_on_overflow 设置为 0，因为这样更有利于应对突发流量。举个例子，当 accept 队列满导致服务器丢掉了 ACK，与此同时，客户端的连接状态却是 ESTABLISHED，进程就在建立好的连接上发送请求。只要服务器没有为请求回复 ACK，请求就会被多次重发。如果服务器上的进程只是短暂的繁忙造成 accept 队列满，那么当 accept 队列有空位时，再次接收到的请求报文由于含有 ACK，仍然会触发服务器端成功建立连接。所以，tcp_abort_on_overflow 设为 0 可以提高连接建立的成功率，只有你非常肯定 accept 队列会长期溢出时，才能设置为 1 以尽快通知客户端。
那么，怎样调整 accept 队列的长度呢？listen 函数的 backlog 参数就可以设置 accept 队列的大小。事实上，backlog 参数还受限于 Linux 系统级的队列长度上限，当然这个上限阈值也可以通过 somaxconn 参数修改。
net.core.somaxconn = 128
当下各监听端口上的 accept 队列长度可以通过 ss -ltn 命令查看，但 accept 队列长度是否需要调整该怎么判断呢？还是通过 netstat -s 命令给出的统计结果，可以看到究竟有多少个连接因为队列溢出而被丢弃。
# netstat -s | grep "listen queue"
14 times the listen queue of a socket overflowed
如果持续不断地有连接因为 accept 队列溢出被丢弃，就应该调大 backlog 以及 somaxconn 参数。
Linux 下怎么打开 TFO 功能呢？这要通过 tcp_fastopen 参数。由于只有客户端和服务器同时支持时，TFO 功能才能使用，所以 tcp_fastopen 参数是按比特位控制的。其中，第 1 个比特位为 1 时，表示作为客户端时支持 TFO；第 2 个比特位为 1 时，表示作为服务器时支持 TFO，所以当 tcp_fastopen 的值为 3 时（比特为 0x11）就表示完全支持 TFO 功能。
net.ipv4.tcp_fastopen = 3
tcp挥手
close与shutdown
close 和 shutdown 函数都可以关闭连接，但这两种方式关闭的连接，不只功能上有差异，控制它们的 Linux 参数也不相同。close 函数会让连接变为孤儿连接，shutdown 函数则允许在半关闭的连接上长时间传输数据。TCP 之所以具备这个功能，是因为它是全双工协议，但这也造成四次挥手非常复杂。
安全关闭连接的方式必须通过四次挥手，它由进程调用 close 或者 shutdown 函数发起，这二者都会向对方发送 FIN 报文（shutdown 参数须传入 SHUT_WR 或者 SHUT_RDWR 才会发送 FIN），区别在于 close 调用后，哪怕对方在半关闭状态下发送的数据到达主动方，进程也无法接收。
此时，这个连接叫做孤儿连接，如果你用 netstat -p 命令，会发现连接对应的进程名为空。而 shutdown 函数调用后，即使连接进入了 FIN_WAIT1 或者 FIN_WAIT2 状态，它也不是孤儿连接，进程仍然可以继续接收数据。关于孤儿连接的概念，下文调优参数时还会用到。
为什么需要四次挥手
当主动方关闭连接时，被动方仍然可以在不调用 close 函数的状态下，长时间发送数据，此时连接处于半关闭状态。这一特性是 TCP 的双向通道互相独立所致，却也使得关闭连接必须通过四次挥手才能做到。
其实四次挥手只涉及两种报文：FIN 和 ACK。FIN 就是 Finish 结束连接的意思，谁发出 FIN 报文，就表示它将不再发送任何数据，关闭这一方向的传输通道。ACK 是 Acknowledge 确认的意思，它用来通知对方：你方的发送通道已经关闭。
ACK重试次数
主动方发送 FIN 报文后，连接就处于 FIN_WAIT1 状态下，该状态通常应在数十毫秒内转为 FIN_WAIT2。只有迟迟收不到对方返回的 ACK 时，才能用 netstat 命令观察到 FIN_WAIT1 状态。此时，内核会定时重发 FIN 报文，其中重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制（注意，orphan 虽然是孤儿的意思，该参数却不只对孤儿连接有效，事实上，它对所有 FIN_WAIT1 状态下的连接都有效），默认值是 0，特指 8 次：
net.ipv4.tcp_orphan_retries = 0
如果 FIN_WAIT1 状态连接有很多，你就需要考虑降低 tcp_orphan_retries 的值。当重试次数达到 tcp_orphan_retries 时，连接就会直接关闭掉。
对于正常情况来说，调低 tcp_orphan_retries 已经够用，但如果遇到恶意攻击，FIN 报文根本无法发送出去。这是由 TCP 的 2 个特性导致的。
- 首先，TCP 必须保证报文是有序发送的，FIN 报文也不例外，当发送缓冲区还有数据没发送时，FIN 报文也不能提前发送。
- 其次，TCP 有流控功能，当接收方将接收窗口设为 0 时，发送方就不能再发送数据。所以，当攻击者下载大文件时，就可以通过将接收窗口设为 0，导致 FIN 报文无法发送，进而导致连接一直处于 FIN_WAIT1 状态
解决这种问题的方案是调整 tcp_max_orphans 参数：
net.ipv4.tcp_max_orphans = 16384
顾名思义，tcp_max_orphans 定义了孤儿连接的最大数量。当进程调用 close 函数关闭连接后，无论该连接是在 FIN_WAIT1 状态，还是确实关闭了，这个连接都与该进程无关了，它变成了孤儿连接。Linux 系统为防止孤儿连接过多，导致系统资源长期被占用，就提供了 tcp_max_orphans 参数。如果孤儿连接数量大于它，新增的孤儿连接将不再走四次挥手，而是直接发送 RST 复位报文强制关闭。
当连接收到 ACK 进入 FIN_WAIT2 状态后，就表示主动方的发送通道已经关闭，接下来将等待对方发送 FIN 报文，关闭对方的发送通道。这时，如果连接是用 shutdown 函数关闭的，连接可以一直处于 FIN_WAIT2 状态。但对于 close 函数关闭的孤儿连接，这个状态不可以持续太久，而 tcp_fin_timeout 控制了这个状态下连接的持续时长。
net.ipv4.tcp_fin_timeout = 60
它的默认值是 60 秒。这意味着对于孤儿连接，如果 60 秒后还没有收到 FIN 报文，连接就会直接关闭。这个 60 秒并不是拍脑袋决定的，它与接下来介绍的 TIME_WAIT 状态的持续时间是相同的，我们稍后再来回答 60 秒的由来。
TIME_WAIT 是主动方四次挥手的最后一个状态。当收到被动方发来的 FIN 报文时，主动方回复 ACK，表示确认对方的发送通道已经关闭，连接随之进入 TIME_WAIT 状态，等待 60 秒后关闭，为什么呢？我们必须站在整个网络的角度上，才能回答这个问题。
TIME_WAIT 状态的连接，在主动方看来确实已经关闭了。然而，被动方没有收到 ACK 报文前，连接还处于 LAST_ACK 状态。如果这个 ACK 报文没有到达被动方，被动方就会重发 FIN 报文。重发次数仍然由前面介绍过的 tcp_orphan_retries 参数控制。
如果主动方不保留 TIME_WAIT 状态，会发生什么呢？此时连接的端口恢复了自由身，可以复用于新连接了。然而，被动方的 FIN 报文可能再次到达，这既可能是网络中的路由器重复发送，也有可能是被动方没收到 ACK 时基于 tcp_orphan_retries 参数重发。这样，正常通讯的新连接就可能被重复发送的 FIN 报文误关闭。保留 TIME_WAIT 状态，就可以应付重发的 FIN 报文，当然，其他数据报文也有可能重发，所以 TIME_WAIT 状态还能避免数据错乱。
我们再回过头来看看，为什么 TIME_WAIT 状态要保持 60 秒呢？这与孤儿连接 FIN_WAIT2 状态默认保留 60 秒的原理是一样的，因为这两个状态都需要保持 2MSL 时长。MSL 全称是 Maximum Segment Lifetime，它定义了一个报文在网络中的最长生存时间（报文每经过一次路由器的转发，IP 头部的 TTL 字段就会减 1，减到 0 时报文就被丢弃，这就限制了报文的最长存活时间）。
为什么是 2 MSL 的时长呢？这其实是相当于至少允许报文丢失一次。比如，若 ACK 在一个 MSL 内丢失，这样被动方重发的 FIN 会在第 2 个 MSL 内到达，TIME_WAIT 状态的连接可以应对。为什么不是 4 或者 8 MSL 的时长呢？你可以想象一个丢包率达到百分之一的糟糕网络，连续两次丢包的概率只有万分之一，这个概率实在是太小了，忽略它比解决它更具性价比。
因此，TIME_WAIT 和 FIN_WAIT2 状态的最大时长都是 2 MSL，由于在 Linux 系统中，MSL 的值固定为 30 秒，所以它们都是 60 秒。
虽然 TIME_WAIT 状态的存在是有必要的，但它毕竟在消耗系统资源，比如 TIME_WAIT 状态的端口就无法供新连接使用。怎样解决这个问题呢？
Linux 提供了 tcp_max_tw_buckets 参数，当 TIME_WAIT 的连接数量超过该参数时，新关闭的连接就不再经历 TIME_WAIT 而直接关闭。
net.ipv4.tcp_max_tw_buckets = 5000
当服务器的并发连接增多时，相应地，同时处于 TIME_WAIT 状态的连接数量也会变多，此时就应当调大 tcp_max_tw_buckets 参数，减少不同连接间数据错乱的概率。
当然，tcp_max_tw_buckets 也不是越大越好，毕竟内存和端口号都是有限的。有没有办法让新连接复用 TIME_WAIT 状态的端口呢？如果服务器会主动向上游服务器发起连接的话，就可以把 tcp_tw_reuse 参数设置为 1，它允许作为客户端的新连接，在安全条件下使用 TIME_WAIT 状态下的端口。
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1
当然，要想使 tcp_tw_reuse 生效，还得把 timestamps 参数设置为 1，它满足安全复用的先决条（对方也要打开 tcp_timestamps ）：
net.ipv4.tcp_timestamps = 1
老版本的 Linux 还提供了 tcp_tw_recycle 参数，它并不要求 TIME_WAIT 状态存在 60 秒，很容易导致数据错乱，不建议设置为 1。
net.ipv4.tcp_tw_recycle = 0
所以在 Linux 4.12 版本后，直接取消了这一参数。
tcp缓冲区
概述
如果你在 Linux 系统中用 free 命令查看内存占用情况，会发现一栏叫做 buff/cache，它是系统内存，似乎与应用进程无关。但每当进程新建一个 TCP 连接，buff/cache 中的内存都会上升 4K 左右。而且，当连接传输数据时，就远不止增加 4K 内存了。这样，几十万并发连接，就在进程内存外又增加了 GB 级别的系统内存消耗
这是因为 TCP 连接是由内核维护的，内核为每个连接建立的内存缓冲区，既要为网络传输服务，也要充当进程与网络间的缓冲桥梁。如果连接的内存配置过小，就无法充分使用网络带宽，TCP 传输速度就会很慢；如果连接的内存配置过大，那么服务器内存会很快用尽，新连接就无法建立成功。因此，只有深入理解 Linux 下 TCP 内存的用途，才能正确地配置内存大小。
我们知道，TCP 必须保证每一个报文都能够到达对方，它采用的机制就是：报文发出后，必须收到接收方返回的 ACK 确认报文（Acknowledge 确认的意思）。如果在一段时间内（称为 RTO，retransmission timeout）没有收到，这个报文还得重新发送，直到收到 ACK 为止。可见，TCP 报文发出去后，并不能立刻从内存中删除，因为重发时还需要用到它。由于 TCP 是由内核实现的，所以报文存放在内核缓冲区中，这也是高并发下 buff/cache 内存增加很多的原因。
接收窗口
接收方根据它的缓冲区，可以计算出后续能够接收多少字节的报文，这个数字叫做接收窗口。当内核接收到报文时，必须用缓冲区存放它们，这样剩余缓冲区空间变小，接收窗口也就变小了；当进程调用 read 函数后，数据被读入了用户空间，内核缓冲区就被清空，这意味着主机可以接收更多的报文，接收窗口就会变大。
TCP 报文头部中的窗口字段，就可以起到通知的作用。当发送方从报文中得到接收方的窗口大小时，就明白了最多能发送多少字节的报文，这个数字被称为发送方的发送窗口。如果不考虑下一讲将要介绍的拥塞控制，发送方的发送窗口就是接收方的接收窗口（由于报文有传输时延，t1 时刻的接收窗口在 t2 时刻才能到达发送端，因此这两个窗口并不完全等价）。
从上图中可以看到，窗口字段只有 2 个字节，因此它最多能表达 216 即 65535 字节大小的窗口（之所以不是 65536，是因为窗口可以为 0，此时叫做窗口关闭，上一讲提到的关闭连接时让 FIN 报文发不出去，以致于服务器的连接都处于 FIN_WAIT1 状态，就是通过窗口关闭技术实现的），这在 RTT 为 10ms 的网络中也只能到达 6MB/s 的最大速度，在当今的高速网络中显然并不够用。
RFC1323 定义了扩充窗口的方法，但 Linux 中打开这一功能，需要把 tcp_window_scaling 配置设为 1，此时窗口的最大值可以达到 1GB（230）。
net.ipv4.tcp_window_scaling = 1
这样看来，只要进程能及时地调用 read 函数读取数据，并且接收缓冲区配置得足够大，那么接收窗口就可以无限地放大，发送方也就无限地提升发送速度。很显然，这是不可能的，因为网络的传输能力是有限的，当发送方依据发送窗口，发送超过网络处理能力的报文时，路由器会直接丢弃这些报文。因此，缓冲区的内存并不是越大越好。
滑动窗口
缓冲区的调节范围是可以设置的。先来看发送缓冲区，它的范围通过 tcp_wmem 配
net.ipv4.tcp_wmem = 4096 16384 4194304
其中，第 1 个数值是动态范围的下限，第 3 个数值是动态范围的上限。而中间第 2 个数值，则是初始默认值。发送缓冲区完全根据需求自行调整。比如，一旦发送出的数据被确认，而且没有新的数据要发送，就可以把发送缓冲区的内存释放掉。而接收缓冲区的调整就要复杂一些，先来看设置接收缓冲区范围的 tcp_rmem：
net.ipv4.tcp_rmem = 4096 87380 6291456
它的数值与 tcp_wmem 类似，第 1、3 个值是范围的下限和上限，第 2 个值是初始默认值。发送缓冲区自动调节的依据是待发送的数据，接收缓冲区由于只能被动地等待接收数据，它该如何自动调整呢？可以依据空闲系统内存的数量来调节接收窗口。如果系统的空闲内存很多，就可以把缓冲区增大一些，这样传给对方的接收窗口也会变大，因而对方的发送速度就会通过增加飞行报文来提升。反之，内存紧张时就会缩小缓冲区，这虽然会减慢速度，但可以保证更多的并发连接正常工作。发送缓冲区的调节功能是自动开启的，而接收缓冲区则需要配置 tcp_moderate_rcvbuf 为 1 来开启调节功能：
net.ipv4.tcp_moderate_rcvbuf = 1
接收缓冲区调节时，怎么判断空闲内存的多少呢？这是通过 tcp_mem 配置完成的：net.ipv4.tcp_mem = 88560 118080 177120tcp_mem 的 3 个值，是 Linux 判断系统内存是否紧张的依据。当 TCP 内存小于第 1 个值时，不需要进行自动调节；在第 1 和第 2 个值之间时，内核开始调节接收缓冲区的大小；大于第 3 个值时，内核不再为 TCP 分配新内存，此时新连接是无法建立的。在高并发服务器中，为了兼顾网速与大量的并发连接，我们应当保证缓冲区的动态调整上限达到带宽时延积，而下限保持默认的 4K 不变即可。而对于内存紧张的服务而言，调低默认值是提高并发的有效手段。
同时，如果这是网络 IO 型服务器，那么，调大 tcp_mem 的上限可以让 TCP 连接使用更多的系统内存，这有利于提升并发能力。需要注意的是，tcp_wmem 和 tcp_rmem 的单位是字节，而 tcp_mem 的单位是页面大小。而且，千万不要在 socket 上直接设置 SO_SNDBUF 或者 SO_RCVBUF，这样会关闭缓冲区的动态调整功能。
拥塞控制
慢启动
让发送速度变慢是通过引入拥塞窗口（全称为 congestion window，缩写为 CWnd，类似地，接收窗口叫做 rwnd，发送窗口叫做 swnd）实现的，它用于避免网络出现拥塞。如果不考虑网络拥塞，发送窗口就等于对方的接收窗口，而考虑了网络拥塞后，发送窗口则应当是拥塞窗口与对方接收窗口的最小值。
可以根据网络状况和传输对象的大小，调整初始拥塞窗口的大小。调整前，先要清楚你的服务器现在的初始拥塞窗口是多大。你可以通过 ss 命令查看当前拥塞窗口：
# ss -nli|fgrep cwnd
cubic rto:1000 mss:536 cwnd:10 segs_in:10621866 lastsnd:1716864402 lastrcv:1716864402 lastack:1716864402
通过 ip route change 命令修改初始拥塞窗口：
# ip route | while read r; do ip route change $r initcwnd 10;
done当然，更大的初始拥塞窗口以及指数级的提速，连接很快就会遭遇网络拥塞，从而导致慢启动阶段的结束。
在规定时间内没有收到 ACK 报文，这说明报文丢失了，网络出现了严重的拥塞，必须先降低发送速度，再进入拥塞避免阶段。不同的拥塞控制算法降低速度的幅度并不相同，比如 CUBIC 算法会把拥塞窗口降为原先的 0.8 倍（也就是发送速度降到 0.8 倍）。此时，我们知道了多大的窗口会导致拥塞，因此可以把慢启动阈值设为发生拥塞前的窗口大小。
拥塞避免
发送方已经达到了曾经发生网络拥塞的速度（拥塞窗口达到了慢启动阈值），接下来发生拥塞的概率很高，所以进入拥塞避免阶段，此时拥塞窗口不能再以指数方式增长，而是要以线性方式增长。接下来，拥塞窗口会以每个 RTT 增加 1 个 MSS 的方式，代替慢启动阶段每收到 1 个 ACK 就增加 1 个 MSS 的方式。
快速重传
当连续收到 3 个重复 ACK 时，发送方便得到了网络发生拥塞的明确信号，通过重复 ACK 报文的序号，我们知道丢失了哪个报文，这样，不等待定时器的触发，立刻重发丢失的报文，可以让发送速度下降得慢一些，这就是快速重传算法。
快速恢复
每当接收方从网络中取出一个报文，发送方就可以增加一个报文。当发送方接收到重复 ACK 时，可以推断有失序报文离开了网络，到达了接收方的缓冲区，因此可以再多发送一个报文
修改拥塞控制算法
慢启动、拥塞避免、快速重传、快速恢复，共同构成了拥塞控制算法。Linux 上提供了更改拥塞控制算法的配置，你可以通过 tcp_available_congestion_control 配置查看内核支持的算法列表：
[root@k8s-master ~]# sysctl -a |grep tcp_available_congestion_control
net.ipv4.tcp_available_congestion_control = reno cubic
再通过 tcp_congestion_control 配置选择一个具体的拥塞控制算法：
net.ipv4.tcp_congestion_control = cubic
拥塞控制是控制网络流量的算法，主机间会互相影响，在生产环境更改之前必须经过完善的测试。
BBR 拥塞控制算法
当缓冲队列为空时，传输速度最快。一旦队列开始积压，每个报文的传输时间需要增加排队时间，网速就变慢了。而当队列溢出时，才会出现丢包，基于丢包的拥塞控制算法在这个时间点进入拥塞避免阶段，显然太晚了。因为升高的网络时延降低了用户体验，而且从丢包到重发这段时间，带宽也会出现下降。
进行拥塞控制的最佳时间点，是缓冲队列刚出现积压的时刻，此时，网络时延会增高，但带宽维持不变，这两个数值的变化可以给出明确的拥塞信号，如下图所示：
这种以测量带宽、时延来确定拥塞的方法，在丢包率较高的网络中应用效果尤其好。2016 年 Google 推出的 BBR 算法（全称 Bottleneck Bandwidth and Round-trip propagation time），就是测量驱动的拥塞控制算法
