TCP粘包是指发送方发送的若干包数据到接收方接收时粘成一包，从接收缓冲区看，后一包数据的头紧接着前一包数据的尾。粘包可能由发送方造成，也可能由接收方造成。TCP为提高传输效率，发送方往往要收集到足够多的数据后才发送一包数据，造成多个数据包的粘连。如果接收进程不及时接收数据，已收到的数据就放在系统接收缓冲区，用户进程读取数据时就可能同时读到多个数据包。因为系统传输的数据是带结构的数据，需要做分包处理。
为了适应高速复杂网络条件，我们设计实现了粘包处理模块，由接收方通过预处理过程，对接收到的数据包进行预处理，将粘连的包分开。为了方便粘包处理，提高处理效率，在接收环节使用了环形缓冲区来存储接收到的数据。其结构如表1所示。
表1 环形缓冲结构
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字段名 |
类型 |
含义 |
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CS |
CRITICAL_SECTION |
保护环形缓冲的临界区 |
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pRingBuf |
UINT8* |
缓冲区起始位置 |
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pRead |
UINT8* |
当前未处理数据的起始位置 |
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pWrite |
UINT8* |
当前未处理数据的结束位置 |
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pLastWrite |
UINT8* |
当前缓冲区的结束位置 |
环形缓冲跟每个TCP套接字绑定。在每个TCP的SOCKET_OBJ创建时，同时创建一个PRINGBUFFER结构并初始化。这时候，pRingBuf指向环形缓冲区的内存首地址，pRead、pWrite指针也指向它。pLastWrite指针在这时候没有实际意义。初始化之后的结构如图1所示。
图1 初始化后的环形缓冲区
在每次投递一个TCP的接收操作时，从RINGBUFFER获取内存作接收缓冲区，一般规定一个最大值L1作为可以写入的最大数据量。这时把pWrite的值赋给BUFFER_OBJ的buf字段，把L1赋给bufLen字段。这样每次接收到的数据就从pWrite开始写入缓冲区，最多写入L1字节，如图 2。
图2 分配缓冲后的环形缓冲
如果某次分配过程中，pWrite到缓冲区结束的位置pEnd长度不够最小分配长度L1，为了提高接收效率，直接废弃最后一段内存，标记pLastWrite为pWrite。然后从pRingBuf开始分配内存，如图 3。
图 3 使用到结尾的环形缓冲
特殊情况下，如果处理包速度太慢，或者接收太快，可能导致未处理包占用大部分缓冲区，没有足够的缓冲区分配给新的接收操作，如图4。这时候直接报告错误即可。
图 4没有足够接收缓冲的环形缓冲
当收到一个长度为L数据包时，需要修改缓冲区的指针。这时候已经写入数据的位置变为（pWrite+L），如图 5。
图 5收到长度为L的数据的环形缓冲
分析上述环形缓冲的使用过程，收到数据后的情况可以简单归纳为两种：pWrite>pRead，接收但未处理的数据位于pRead到pWrite之间的缓冲区；pWrite<pRead，这时候，数据位于pRead到pLastWrite和pRingbuf到pWrite之间。这两种情况分别对应图 6、图 7。
首先分析图6。此时，pRead是一个包的起始位置，如果L1足够一个包头长度，就获取该包的长度信息，记为L。假如L1>L，就说明一个数据包接收完成，根据包类型处理包，然后修改pRead指针，指向下一个包的起始位置（pRead+L）。这时候仍然类似于之前的状态，于是解包继续，直到L1不足一个包的长度，或者不足包头长度。这时退出解包过程，等待后续的数据到来。
图 6有未处理数据的环形缓冲（1）
图 7有未处理数据的环形缓冲（2）
图 8稍微复杂。首先按照上述过程处理L1部分。存在一种情况，经过若干个包处理之后，L1不足一个包，或者不足一个包头。如果这时（L1+L2）足够一个包的长度，就需要继续处理。另外申请一个最大包长度的内存区pTemp，把L1部分和L2的一部分复制到pTemp，然后执行解包过程。
经过上述解包之后，pRead就转向pRingBuf到pWrite之间的某个位置，从而回归情况图 6，继续按照图 6部分执行解包。