2）如果是路由器的问题，如果原来可以用，暂时不能用了，我自己的实践是一个是断掉路由器的电源在插上，等会看看。在有就是恢复出厂设置，从新设置就可以用了（这是在物理连接正确的前提下，有时是路由器寻IP地址慢或失败引起的，并不是说路由器坏了）。
如果总是不能解决，建议给路由器的客服打电话，他们有电话在线指导，我遇到自己不能解决的问题，咨询他们给的建议是很有用的，他们会针对你的设置或 *** 作给出正确建议的。
3）如果关闭了无线开关开启就是了，如果是用软件连接的无线，软件不好用又经常出问题是很正常的，没有更好的方法，用路由器吧。另外就是网卡驱动没有或不合适引起的，网线接口或网线是不是有问题等。
4）如果是系统问题引起的，建议还原系统或重装。TCP/IP是供已连接因特网的计算机进行通信的通信协议。
TCP/IP协议TransmissionControlProtocol/InternetProtocol的简写，中译名为传输控制协议/因特网互联协议，又名网络通讯协议，是Internet最基本的协议、Internet国际互联网络的基础，由网络层的IP协议和传输层的TCP协议组成。
TCP/IP传输协议，即传输控制/网络协议，也叫作网络通讯协议。它是在网络的使用中的最基本的通信协议。TCP/IP传输协议对互联网中各部分进行通信的标准和方法进行了规定。并且，TCP/IP传输协议是保证网络数据信息及时、完整传输的两个重要的协议。
TCP/IP传输协议是严格来说是一个四层的体系结构，应用层、传输层、网络层和数据链路层都包含其中。如果你在学习这门课程，仅仅为了理解网络工作原理，那么只要了解TCP是可靠传输，数据传输丢失时会重传就可以了。如果你还要参加研究生考试或者公司面试等，那么下面内容很有可能成为考查的知识点，主要的重点是序号/确认号的编码、超时定时器的设置、可靠传输和连接的管理。
1 TCP连接
TCP面向连接，在一个应用进程开始向另一个应用进程发送数据之前，这两个进程必须先相互“握手”，即它们必须相互发送某些预备报文段，以建立连接。连接的实质是双方都初始化与连接相关的发送/接收缓冲区，以及许多TCP状态变量。
这种“连接”不是一条如电话网络中端到端的电路，因为它们的状态完全保留在两个端系统中。
TCP连接提供的是全双工服务 ，应用层数据就可在从进程B流向进程A的同时，也从进程A流向进程B。
TCP连接也总是点对点的 ，即在单个发送方与单个接收方之间建立连接。
一个客户机进程向服务器进程发送数据时，客户机进程通过套接字传递数据流。
客户机 *** 作系统中运行的 TCP软件模块首先将这些数据放到该连接的发送缓存里 ，然后会不时地从发送缓存里取出一块数据发送。
TCP可从缓存中取出并放入报文段中发送的数据量受限于最大报文段长MSS，通常由最大链路层帧长度来决定(也就是底层的通信链路决定)。 例如一个链路层帧的最大长度1500字节，除去数据报头部长度20字节，TCP报文段的头部长度20字节，MSS为1460字节。
报文段被往下传给网络层，网络层将其封装在网络层IP数据报中。然后这些数据报被发送到网络中。
当TCP在另一端接收到一个报文段后，该报文段的数据就被放人该连接的接收缓存中。应用程序从接收缓存中读取数据流(注意是应用程序来读，不是 *** 作系统推送)。
TCP连接的每一端都有各自的发送缓存和接收缓存。
因此TCP连接的组成包括:主机上的缓存、控制变量和与一个进程连接的套接字变量名，以及另一台主机上的一套缓存、控制变量和与一个进程连接的套接字。
在这两台主机之间的路由器、交换机中，没有为该连接分配任何缓存和控制变量。
2报文段结构
TCP报文段由首部字段和一个数据字段组成。数据字段包含有应用层数据。
由于MSS限制了报文段数据字段的最大长度。当TCP发送一个大文件时，TCP通常是将文件划分成长度为MSS的若干块。
TCP报文段的结构。
首部包括源端口号和目的端口号，它用于多路复用/多路分解来自或送至上层应用的数据。另外，TCP首部也包括校验和字段。报文段首部还包含下列字段:
32比特的序号字段和32比特的确认号字段。这些字段被TCP发送方和接收方用来实现可靠数据传输服务。
16比特的接收窗口字段，该字段用于流量控制。该字段用于指示接收方能够接受的字节数量。
4比特的首部长度字段,该字段指示以32比特的字为单位的TCP首部长度。一般TCP首部的长度就是20字节。
可选与变长的选项字段,该字段用于当发送方与接收方协商最大报文段长度，或在高速网络环境下用作窗口调节因子时使用。
标志字段ACK比特用于指示确认字段中的ACK值的有效性，即该报文段包括一个对已被成功接收报文段的确认。 SYN和FIN比特用于连接建立和拆除。 PSH、URG和紧急指针字段通常没有使用。
•序号和确认号
TCP报文段首部两个最重要的字段是序号字段和确认号字段。
TCP把数据看成一个无结构的但是有序的字节流。TCP序号是建立在传送的字节流之上，而不是建立在传送的报文段的序列之上。
一个报文段的序号是该报文段首字节在字节流中的编号。
例如，假设主机A上的一个进程想通过一条TCP连接向主机B上的一个进程发送一个数据流。主机A中的TCP将对数据流中的每一个字节进行编号。假定数据流由一个包含4500字节的文件组成(可以理解为应用程序调用send函数传递过来的数据长度)，MSS为1000字节(链路层一次能够传输的字节数)，如果主机决定数据流的首字节编号是7。TCP模块将为该数据流构建5个报文段(也就是分5个IP数据报)。第一个报文段的序号被赋为7;第二个报文段的序号被赋为1007,第三个报文段的序号被赋为2007，以此类推。前面4个报文段的长度是1000，最后一个是500。
确认号要比序号难理解一些。前面讲过，TCP是全双工的，因此主机A在向主机B发送数据的同时，也可能接收来自主机B的数据。从主机B到达的每个报文段中的序号字段包含了从B流向A的数据的起始位置。 因此主机B填充进报文段的确认号是主机B期望从主机A收到的下一报文段首字节的序号。
假设主机B已收到了来自主机A编号为7-1006的所有字节，同时假设它要发送一个报文段给主机A。主机B等待主机A的数据流中字节1007及后续所有字节。所以，主机B会在它发往主机A的报文段的确认号字段中填上1007。
再举一个例子，假设主机B已收到一个来自主机A的包含字节7-1006的报文段，以及另一个包含字节2007-3006的报文段。由于某种原因，主机A还没有收到字节1007-2006的报文段。
在这个例子中，主机A为了重组主机B的数据流，仍在等待字节1007。因此，A在收到包含字节2007-3006的报文段时，将会又一次在确认号字段中包含1007。 因为TCP只确认数据流中至第一个丢失报文段之前的字节数据，所以TCP被称为是采用累积确认。
TCP的实现有两个基本的选择:
1接收方立即丢弃失序报文段;
2接收方保留失序的字节，并等待缺少的字节以填补该间隔。
一条TCP连接的双方均可随机地选择初始序号。 这样做可以减少将那些仍在网络中的来自两台主机之间先前连接的报文段，误认为是新建连接所产生的有效报文段的可能性。
•例子telnet
Telnet由是一个用于远程登录的应用层协议。它运行在TCP之上，被设计成可在任意一对主机之间工作。
假设主机A发起一个与主机B的Telnet会话。因为是主机A发起该会话，因此主机A被标记为客户机，主机B被标记为服务器。用户键入的每个字符(在客户机端)都会被发送至远程主机。远程主机收到后会复制一个相同的字符发回客户机，并显示在Telnet用户的屏幕上。这种“回显”用于确保由用户发送的字符已经被远程主机收到并处理。因此，在从用户击键到字符显示在用户屏幕上之间的这段时间内，每个字符在网络中传输了两次。
现在假设用户输入了一个字符“C”，假设客户机和服务器的起始序号分别是42和79。前面讲过，一个报文段的序号就是该报文段数据字段首字节的序号。因此，客户机发送的第一个报文段的序号为42，服务器发送的第一个报文段的序号为79。前面讲过，确认号就是主机期待的数据的下一个字节序号。在TCP连接建立后但没有发送任何数据之前，客户机等待字节79，而服务器等待字节42。
如图所示，共发了3个报文段。第一个报文段是由客户机发往服务器，其数据字段里包含一字节的字符“C”的ASCII码，其序号字段里是42。另外，由于客户机还没有接收到来自服务器的任何数据，因此该报文段中的确认号字段里是79。
第二个报文段是由服务器发往客户机。它有两个目的:第一个目的是为服务器所收到的数据提供确认。服务器通过在确认号字段中填入43，告诉客户机它已经成功地收到字节42及以前的所有字节，现在正等待着字节43的出现。第二个目的是回显字符“C”。因此，在第二个报文段的数据字段里填入的是字符“C”的ASCII码，第二个报文段的序号为79，它是该TCP连接上从服务器到客户机的数据流的起始序号，也是服务器要发送的第一个字节的数据。
这里客户机到服务器的数据的确认被装载在一个服务器到客户机的数据的报文段中，这种确认被称为是捎带确认
第三个报文段是从客户机发往服务器的。它的唯一目的是确认已从服务器收到的数据。
3往返时延的估计与超时
TCP如同前面所讲的rdt协议一样，采用超时/重传机制来处理报文段的丢失问题。最重要的一个问题就是超时间隔长度的设置。显然，超时间隔必须大于TCP连接的往返时延RTT，即从一个报文段发出到收到其确认时。否则会造成不必要的重传。
•估计往返时延
TCP估计发送方与接收方之间的往返时延是通过采集报文段的样本RTT来实现的，就是从某报文段被发出到对该报文段的确认被收到之间的时间长度。
也就是说TCP为一个已发送的但目前尚未被确认的报文段估计sampleRTT，从而产生一个接近每个RTT的采样值。但是，TCP不会为重传的报文段计算RTT。
为了估计一个典型的RTT，采取了某种对RTT取平均值的办法。TCP据下列公式来更新
EstimatedRTT=(1-)EstimatedRTT+SampleRTT
即估计RTT的新值是由以前估计的RTT值与sampleRTT新值加权组合而成的。
参考值是a=0125，因此是一个加权平均值。显然这个加权平均对最新样本赋予的权值
要大于对老样本赋予的权值。因为越新的样本能更好地反映出网络当前的拥塞情况。从统计学观点来讲，这种平均被称为指数加权移动平均
除了估算RTT外，还需要测量RTT的变化，RTT偏差的程度，因为直接使用平均值设置计时器会有问题(太灵敏)。
DevRTT=(1-β)DevRTT+β|SampleRTT-EstimatedRTT|
RTT偏差也使用了指数加权移动平均。B取值025
•设置和管理重传超时间隔
假设已经得到了估计RTT值和RTT偏差值，那么TCP超时间隔应该用什么值呢TCP将超时间隔设置成大于等于估计RTT值和4倍的RTT偏差值,否则将造成不必要的重传。但是超时间隔也不应该比估计RTT值大太多，否则当报文段丢失时，TCP不能很快地重传该报文段，从而将给上层应用带来很大的数据传输时延。因此，要求将超时间隔设为估计RTT值加上一定余量。当估计RTT值波动较大时，这个余最应该大些;当波动比较小时，这个余量应该小些。因此使用4倍的偏差值来设置重传时间。
TimeoutInterval=EstimatedRTT+4DevRTT
4可信数据传输
因特网的网络层服务是不可靠的。IP不保证数据报的交付，不保证数据报的按序交付，也不保证数据报中数据的完整性。
TCP在IP不可靠的尽力而为服务基础上建立了一种可靠数据传输服务。
TCP提供可靠数据传输的方法涉及前面学过的许多原理。
TCP采用流水线协议、累计确认。
TCP推荐的定时器管理过程使用单一的重传定时器，即使有多个已发送但还未被确认的报文段也一样。重传由超时和多个ACK触发。
在TCP发送方有3种与发送和重传有关的主要事件:从上层应用程序接收数据，定时器超时和收到确认ACK。
从上层应用程序接收数据。一旦这个事件发生，TCP就从应用程序接收数据，将数据封装在一个报文段中，并将该报文段交给IP。注意到每一个报文段都包含一个序号，这个序号就是该报文段第一个数据字节的字节流编号。如果定时器还没有计时，则当报文段被传给IP时，TCP就启动一个该定时器。
第二个事件是超时。TCP通过重传引起超时的报文段来响应超时事件。然后TCP重启定时器。
第三个事件是一个来自接收方的确认报文段(ACK)。当该事件发生时，TCP将ACK的值y与变量SendBase(发送窗口的基地址)进行比较。TCP状态变量SendBase是最早未被确认的字节的序号。就是指接收方已正确按序接收到数据的最后一个字节的序号。TCP采用累积确认，所以y确认了字节编号在y之前的所有字节都已经收到。如果Y>SendBase,则该ACK是在确认一个或多个先前未被确认的报文段。因此发送方更新其SendBase变量，相当于发送窗口向前移动。
另外，如果当前有未被确认的报文段，TCP还要重新启动定时器。
快速重传
超时触发重传存在的另一个问题是超时周期可能相对较长。当一个报文段丢失时，这种长超时周期迫使发送方等待很长时间才重传丢失的分组，因而增加了端到端时延。所以通常发送方可在超时事件发生之前通过观察冗余ACK来检测丢包情况。
冗余ACK就是接收方再次确认某个报文段的ACK，而发送方先前已经收到对该报文段的确认。
当TCP接收方收到一个序号比所期望的序号大的报文段时，它认为检测到了数据流中的一个间隔，即有报文段丢失。这个间隔可能是由于在网络中报文段丢失或重新排序造成的。因为TCP使用累计确认，所以接收方不向发送方发回否定确认，而是对最后一个正确接收报文段进行重复确认(即产生一个冗余ACK)
如果TCP发送方接收到对相同报文段的3个冗余ACK它就认为跟在这个已被确认过3次的报文段之后的报文段已经丢失。一旦收到3个冗余ACK，TCP就执行快速重传 ，
即在该报文段的定时器过期之前重传丢失的报文段。
5流量控制
前面讲过，一条TCP连接双方的主机都为该连接设置了接收缓存。当该TCP连接收到正确、按序的字节后，它就将数据放入接收缓存。相关联的应用进程会从该缓存中读取数据，但没必要数据刚一到达就立即读取。事实上，接收方应用也许正忙于其他任务，甚至要过很长时间后才去读取该数据。如果应用程序读取数据时相当缓慢，而发送方发送数据太多、太快，会很容易使这个连接的接收缓存溢出。
TCP为应用程序提供了流量控制服务以消除发送方导致接收方缓存溢出的可能性。因此，可以说 流量控制是一个速度匹配服务，即发送方的发送速率与接收方应用程序的读速率相匹配。
前面提到过，TCP发送方也可能因为IP网络的拥塞而被限制，这种形式的发送方的控制被称为拥塞控制(congestioncontrol)。
TCP通过让接收方维护一个称为接收窗口的变量来提供流量控制。接收窗口用于告诉发送方，该接收方还有多少可用的缓存空间。因为TCP是全双工通信，在连接两端的发送方都各自维护一个接收窗口变量。 主机把当前的空闲接收缓存大小值放入它发给对方主机的报文段接收窗口字段中，通知对方它在该连接的缓存中还有多少可用空间。
6 TCP连接管理
客户机中的TCP会用以下方式与服务器建立一条TCP连接:
第一步: 客户机端首先向服务器发送一个SNY比特被置为1报文段。该报文段中不包含应用层数据，这个特殊报文段被称为SYN报文段。另外，客户机会选择一个起始序号，并将其放置到报文段的序号字段中。为了避免某些安全性攻击，这里一般随机选择序号。
第二步: 一旦包含TCP报文段的用户数据报到达服务器主机，服务器会从该数据报中提取出TCPSYN报文段，为该TCP连接分配TCP缓存和控制变量，并向客户机TCP发送允许连接的报文段。这个允许连接的报文段还是不包含应用层数据。但是，在报文段的首部却包含3个重要的信息。
首先，SYN比特被置为1。其次，该 TCP报文段首部的确认号字段被置为客户端序号+1最后，服务器选择自己的初始序号，并将其放置到TCP报文段首部的序号字段中。 这个允许连接的报文段实际上表明了:“我收到了你要求建立连接的、带有初始序号的分组。我同意建立该连接，我自己的初始序号是XX”。这个同意连接的报文段通常被称为SYN+ACK报文段。
第三步: 在收到SYN+ACK报文段后，客户机也要给该连接分配缓存和控制变量。客户机主机还会向服务器发送另外一个报文段，这个报文段对服务器允许连接的报文段进行了确认。因为连接已经建立了，所以该ACK比特被置为1，称为ACK报文段，可以携带数据。
一旦以上3步完成，客户机和服务器就可以相互发送含有数据的报文段了。
为了建立连接，在两台主机之间发送了3个分组，这种连接建立过程通常被称为 三次握手(SNY、SYN+ACK、ACK，ACK报文段可以携带数据) 。这个过程发生在客户机connect()服务器，服务器accept()客户连接的阶段。
假设客户机应用程序决定要关闭该连接。(注意，服务器也能选择关闭该连接)客户机发送一个FIN比特被置为1的TCP报文段，并进人FINWAIT1状态。
当处在FINWAIT1状态时，客户机TCP等待一个来自服务器的带有ACK确认信息的TCP报文段。当它收到该报文段时，客户机TCP进入FINWAIT2状态。
当处在FINWAIT2状态时，客户机等待来自服务器的FIN比特被置为1的另一个报文段，
收到该报文段后，客户机TCP对服务器的报文段进行ACK确认，并进入TIME_WAIT状态。TIME_WAIT状态使得TCP客户机重传最终确认报文，以防该ACK丢失。在TIME_WAIT状态中所消耗的时间是与具体实现有关的，一般是30秒或更多时间。
经过等待后，连接正式关闭，客户机端所有与连接有关的资源将被释放。 因此TCP连接的关闭需要客户端和服务器端互相交换连接关闭的FIN、ACK置位报文段。这个跟通讯方式有关，
通讯方式 最大通讯距离
RS232 15m
RS422/485 12km
双绞线（普通网线） 100m
当信号在网络线的导线中传输时，会受到电阻及电容不同程度的影响，使电信号出现衰减和畸变，衰减即信号发送端到接收端强度的比率，随着传输距离的增长，衰减也随之增加，当达到一定程度，信号的衰减就会影响信号的有效、稳定传输。你这里网线长度超过网线通讯最大距离，所以搜索不到。
目录：
以前我也认为TCP是相当底层的东西，我永远不需要去了解它。虽然差不多是这样，但是实际生活中，你依然可能遇见和TCP算法相关的bug，这时候懂一些TCP的知识就至关重要了。（ 本文也可以引申为，系统调用， *** 作系统这些都很重要，这个道理适用于很多东西 ）
这里推荐一篇小短文， 人人都应该懂点TCP
使用TCP协议通信的双方必须先建立TCP连接，并在内核中为该连接维持一些必要的数据结构，比如连接的状态、读写缓冲区、定时器等。当通信结束时，双方必须关闭连接以释放这些内核数据。TCP服务基于流，源源不断从一端流向另一端，发送端可以逐字节写入，接收端可以逐字节读出，无需分段。
需要注意的几点：
TCP状态（11种）：
eg
以上为TCP三次握手的状态变迁
以下为TCP四次挥手的状态变迁
服务器通过 listen 系统调用进入 LISTEN 状态，被动等待客户端连接，也就是所谓的被动打开。一旦监听到SYN（同步报文段）请求，就将该连接放入内核的等待队列，并向客户端发送带SYN的ACK（确认报文段），此时该连接处于 SYN_RECVD 状态。如果服务器收到客户端返回的ACK，则转到 ESTABLISHED 状态。这个状态就是连接双方能进行全双工数据传输的状态。
而当客户端主动关闭连接时，服务器收到FIN报文，通过返回ACK使连接进入 CLOSE_WAIT 状态。此状态表示——等待服务器应用程序关闭连接。通常，服务器检测到客户端关闭连接之后，也会立即给客户端发送一个FIN来关闭连接，使连接转移到 LAST_ACK 状态，等待客户端对最后一个FIN结束报文段的最后一次确认，一旦确认完成，连接就彻底关闭了。
客户端通过 connect 系统调用主动与服务器建立连接。此系统调用会首先给服务器发一个SYN，使连接进入 SYN_SENT 状态。
connect 调用可能因为两种原因失败：1 目标端口不存在（未被任何进程监听）护着该端口被 TIME_WAIT 状态的连接占用（ 详见后文 ）。2 连接超时，在超时时间内未收到服务器的ACK。
如果 connect 调用失败，则连接返回初始的 CLOSED 状态，如果调用成功，则转到 ESTABLISHED 状态。
客户端执行主动关闭时，它会向服务器发送一个FIN，连接进入 TIME_WAIT_1 状态，如果收到服务器的ACK，进入 TIME_WAIT_2 状态。此时服务器处于 CLOSE_WAIT 状态，这一对状态是可能发生办关闭的状态（详见后文）。此时如果服务器发送FIN关闭连接，则客户端会发送ACK进行确认并进入 TIME_WAIT 状态。
流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。
接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。
如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。 流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。
TCP 主要通过四种算法来进行拥塞控制： 慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。
在Linux下有多种实现，比如reno算法，vegas算法和cubic算法等。
发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。
为了便于讨论，做如下假设：
发送的最初执行慢开始，令 cwnd=1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8
注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。
如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd/2，然后重新执行慢开始。
在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。
在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。
在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd/2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。
慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。
发送端的每个TCP报文都必须得到接收方的应答，才算传输成功。
TCP为每个TCP报文段都维护一个重传定时器。
发送端在发出一个TCP报文段之后就启动定时器，如果在定时时间类未收到应答，它就将重发该报文段并重置定时器。
因为TCP报文段最终在网络层是以IP数据报的形式发送，而IP数据报到达接收端可能是乱序或者重复的。TCP协议会对收到的TCP报文进行重排、整理，确保顺序正确。
TCP报文段所携带的应用程序数据按照长度分为两种： 交互数据 和 成块数据
对于什么是粘包、拆包问题，我想先举两个简单的应用场景：
对于第一种情况，服务端的处理流程可以是这样的：当客户端与服务端的连接建立成功之后，服务端不断读取客户端发送过来的数据，当客户端与服务端连接断开之后，服务端知道已经读完了一条消息，然后进行解码和后续处理。对于第二种情况，如果按照上面相同的处理逻辑来处理，那就有问题了，我们来看看 第二种情况 下客户端发送的两条消息递交到服务端有可能出现的情况：
第一种情况：
服务端一共读到两个数据包，第一个包包含客户端发出的第一条消息的完整信息，第二个包包含客户端发出的第二条消息，那这种情况比较好处理，服务器只需要简单的从网络缓冲区去读就好了，第一次读到第一条消息的完整信息，消费完再从网络缓冲区将第二条完整消息读出来消费。
第二种情况：
服务端一共就读到一个数据包，这个数据包包含客户端发出的两条消息的完整信息，这个时候基于之前逻辑实现的服务端就蒙了，因为服务端不知道第一条消息从哪儿结束和第二条消息从哪儿开始，这种情况其实是发生了TCP粘包。
第三种情况：
服务端一共收到了两个数据包，第一个数据包只包含了第一条消息的一部分，第一条消息的后半部分和第二条消息都在第二个数据包中，或者是第一个数据包包含了第一条消息的完整信息和第二条消息的一部分信息，第二个数据包包含了第二条消息的剩下部分，这种情况其实是发送了TCP拆，因为发生了一条消息被拆分在两个包里面发送了，同样上面的服务器逻辑对于这种情况是不好处理的。
我们知道tcp是以流动的方式传输数据，传输的最小单位为一个报文段（segment）。tcp Header中有个Options标识位，常见的标识为mss(Maximum Segment Size)指的是，连接层每次传输的数据有个最大限制MTU(Maximum Transmission Unit)，一般是1500比特，超过这个量要分成多个报文段，mss则是这个最大限制减去TCP的header，光是要传输的数据的大小，一般为1460比特。换算成字节，也就是180多字节。
tcp为提高性能，发送端会将需要发送的数据发送到缓冲区，等待缓冲区满了之后，再将缓冲中的数据发送到接收方。同理，接收方也有缓冲区这样的机制，来接收数据。
发生TCP粘包、拆包主要是由于下面一些原因：
既然知道了tcp是无界的数据流，且协议本身无法避免粘包，拆包的发生，那我们只能在应用层数据协议上，加以控制。通常在制定传输数据时，可以使用如下方法：
写了一个简单的 golang 版的tcp服务器实例，仅供参考：
例子
参考和推荐阅读书目：
注释：
eg
兴达三菱转以太网模块 之 三菱fx系列plc如何实现Modbus TCP服务器
硬件:三菱fx 一个
兴达易控三菱转以太网 CHNet-FX 一台
CHNet-FX模块太网口它支持8个连接，那么也就是说，当我们plc做ModbusTCP服务器的时候可以有同时8个Modbus TCP客户端。同时和他进行通讯，
我们所需要的一些软件这个以太网调试助手，用来调试这个调试这个plc这个服务器，调试程序，然后我们还会用到这个Modbus poll可以来模拟，ModbusTCP服务器，ModbusRTU主站，以及Modbus ASC主站,
接下来我们继续说一下这个三菱FX5U他实现Modbus TCP这个组态过程,下面就是我们做好的一个这个工程
要实现他这个Modbus TCP他这个过程呢，首先呢第一步用FX5U PLC 与CHNet-FX连接
新建 FX3U/FX3UC 工程，双击导航栏中的连接目标：Connection。
跳出的选项板后，在计算机侧选择双击“EthernetBoard”选项，随后提醒中点击“是”；在可编程控制器侧双击“PLC Module”；
在随后的跳出的设置中，点击“搜索网络上的 FXCPU(S)”后，会搜索到 CHNet-FX所连接的 FX3UC。
按图中标号依次选择后，最后点击确认；
在上述中选择好 IP 地址后，点击“通信测试”，即可提示与 FX3UCCPU 连接
5随后即可“在线”选项栏中，进行 PLC 的读取、写入和监视等 *** 作。
Modbus分配地址
PLC配置
口号就是502端口，作为服务器需要设置的参数，
这个逻辑程序D0、D1、D2、D3分别付了初值是K0、K1、K2、K3在初始化的时候我们对D4、D5、D6、D7进行个清零 *** 作设置的这个参数，通讯手段默认ModbusTCP，可编程IP地址就是前面设置的，1921681161端
使用了一个特殊标志位，每一分钟我们会对D0、D1、D2、D3作一个加一 *** 作，看看能不能做一个加一 *** 作，然后会实时的判断，当D0、D1、D2、D3各自的值大于6000的时候分别各自清零，也就说d0d1d2d3的值他会每一分钟都会发生改变，并且d0d1d23d3的纸最终它是会在零到6000之间发生一个变化，（包括0和6000）
这么做的目的是为了客户端去读取PLC的寄存器的时候，D0、D1、D2、D3是变化的方便我们观察变化。这就是一小段逻辑程序
进入程序监视
此时D0、D1、D2、D3分别是0、1、2、3；过1分钟就会进行一下+1 *** 作下面就可以测PLC程序了
先用以太网调试助手进行测试
适配器是PLC通过CHNet-FX网线连接到路由器，电脑通过无线网卡连接到路由器
协议模式：客户端 Client
目标IP：CHNet-FX用户自定义IP地址
一、TCP协议
TCP位于传输层， 提供可靠的字节流服务。所谓的字节流服务（Byte Stream Service） 是指， 为了方便传输， 将大块数据分割成以报文段（segment） 为单位的数据包进行管理。 而可靠的传输服务是指， 能够把数据准确可靠地传给对方。 即TCP 协议为了更容易传送大数据才把数据分割， 而且 TCP 协议能够确认数据最终是否送达到对方。所以，TCP连接相当于两根管道（一个用于服务器到客户端，一个用于客户端到服务器），管道里面数据传输是通过字节码传输，传输是有序的，每个字节都是一个一个来传输。
(1)、三次握手：握手过程中使用了 TCP 的标志（flag） —— SYN（synchronize） 和ACK（acknowledgement） 。
第一次握手：建立连接时，客户端A发送SYN包（SYN=j）到服务器B，并进入SYN_SEND状态，等待服务器B确认。
第二次握手：服务器B收到SYN包，必须确认客户A的SYN（ACK=j+1），同时自己也发送一个SYN包（SYN=k），即SYN+ACK包，此时服务器B进入SYN_RECV状态。
第三次握手：客户端A收到服务器B的SYN＋ACK包，向服务器B发送确认包ACK（ACK=k+1），此包发送完毕，完成三次握手。
若在握手过程中某个阶段莫名中断， TCP 协议会再次以相同的顺序发送相同的数据包。
（2）、四次挥手：由于TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独进行关闭。这个原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方被动关闭。
客户端A发送一个FIN，用来关闭客户A到服务器B的数据传送。
服务器B收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1。
服务器B关闭与客户端A的连接，发送一个FIN给客户端A。
客户端A发回ACK报文确认，并将确认序号设置为收到序号加1。
三次握手和四次挥手：在TCP连接中，服务器端的SYN和ACK向客户端发送是一次性发送的，而在断开连接的过程中， B端向A
端发送的ACK和FIN是分两次发送的。因为在B端接收到A端的FIN后， B端可能还有数据要传输，所以先发送ACK，等B端处理完自己的事情后就可以发送FIN断开连接了。
（3）、深入理解TCP连接：
由于TCP是全双工的，因此在每一个方向都必须单独关闭。这原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个FIN只意味着这个方向上没有数据流动，一个TCP连接在接收到一个FIN后仍能发送数据。 首先进行关
闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭。
TCP协议的连接是全双工连接，一个TCP连接存在双向的读写通道。简单来说，是“先关读，再关写” ，总共需要4个阶段。以客户机发起关闭连接为例：1服务器读通道关闭；2客户端写通道关闭；3客户端读通道关闭；4服务器写通道关闭。
关闭行为是在发起方数据发送完毕之后，给对方发出一个FIN（finish）数据段，直到接收到对方发送的FIN,且对方收到了接收确认的ACK之后，双方的数据通信完全结束，过程中每次都需要返回确认数据段ACK。
（4）、TCP使用滑动窗口机制来进行流量控制。
建立连接时，各端分配一个缓冲区用来存储接收的数据，并将缓冲区的尺寸发送给另一端。接收方发送的确认消息中包含了自己剩余的缓冲区尺寸。剩余缓冲区空间的数量叫做窗口。其实就是建立连接的双虎互相知道彼此剩余的缓冲区大小。
（5）、拥塞控制
拥塞控制：防止过多的数据注入到网路中，这样可以使网络中的路由器或链路不至于阻塞。拥塞控制是一个全局性的过程，和流量控制不同，流量控制是点对点的控制。
1、慢开始：发送方维持一个叫做拥塞窗口cwnd（congestion window）的状态变量。拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态的变化。发送方让自己的发送窗口等于拥塞窗口，另外考虑到接收方的接收能力，发送窗口可能小于拥塞窗口。思路就是：不要一开始就发送大量的数据，先试探一下网络的拥塞程度，也就是说由小到大增加拥塞窗口的大小。
为了防止cwnd增长过大引起网络拥塞，还需要设置一个慢开始门限ssthresh状态变量。 ssthresh的方法如下：
当cwnd < ssthresh时，开始使用慢开始算法；当cwnd > ssthresh, 改用拥塞避免算法；当cwnd = ssthresh时，慢开始与拥塞算法任意。
2拥塞避免：
拥塞避免算法让拥塞窗口缓慢增长，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1，而不是加倍，这样拥塞窗口按照线性规律缓慢增长。无论是在慢开始阶段还是在拥塞避免阶段，只要发送方判断网络出现拥塞（其根据就是没有收到确认，虽然没有收到确认可能是其他原因的分组丢失，但是因为⽆法判定，所以都当作拥塞处理），就把慢开始门限设置为出现拥塞时的发送窗口的一半，然后把拥塞窗口设置为1，执行慢开始算法：
此外，还有快速重传和快速恢复，停止-等待协议，回退N帧协议，选择重传协议等。
二、UDP协议：
无连接协议，也称透明协议，也位于传输层。
三、两者区别：
1） TCP提供面向连接的传输，通信前要先建立连接（三次握手机制）； UDP提供无连接的传输，通信前不需要建立连接。
2） TCP提供可靠的传输（有序，无差错，不丢失，不重复）； UDP提供不可靠的传输。
3） TCP面向字节流的传输，因此它能将信息分割成组，并在接收端将其重组； UDP是面向数据报的传输，没有分组开销。
4） TCP提供拥塞控制和流量控制机制； UDP不提供拥塞控制和流量控制机制。
四、长连接和短连接
>
在>
而从>
Connection:keep-alive
在使用长连接的情况下，当一个网页打开完成后，客户端和服务器之间用于传输>
>1建立一种类型测试
这里只描述简单的tcp测试建立步骤，因为目前支持的测试类型很多，无法一一陈述，功能细节部分可以参考JMeter文档
1）创建测试线程组
2）根据需要设定线程组参数
3）建立TCP采样
3）配置TCP采样参数
基本上一个简单的测试计划就完成了，点击运行采样，就会将文本发送出去。
2高级功能配置
1）配置结果查看监听器
有时候需要查看线程组执行结果情况，这个可以通过设定采样结果查看
针对上面配置的线程组应该执行6次，也就是发送6条消息，通过监控器可以看到的确有6个采样结果，说明执行成功
2）配置变量
有时候需要在报文中加上一些变化的内容，可以通过在文本中增加变量设定来实现
如增加一个变量名 bank， 其值为 1111，在前面发送的报文中加上${bank}即可引用，如
执行之后就可以在监控器中看到报文中有1111了
3）配置TCP 二进制报文
大多数情况下，报文可能非纯文本形式，常常都是不可读的二进制，所以这种情况下需要配置二进制报文。当前JMeter支持HEX形式，也就是16进制的报文输入配置
参考： >
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