【计算机网络】传输层UDP和TCP协议

再谈端口号

端口号(Port)标识了一个主机上进行通信的不同的应用程序。
在 TCP/IP 协议中, 用 “源 IP”, “源端口号”, “目的 IP”, “目的端口号”, “协议号” 这样一个五元组来标识一个通信(可以通过 netstat -n 查看)。

端口号范围划分

• 0 - 1023: 知名端口号, HTTP, FTP, SSH 等这些广为使用的应用层协议, 他们的端口号都是固定的。
• 1024 - 65535: 操作系统动态分配的端口号. 客户端程序的端口号, 就是由操作系统从这个范围分配的。

认识知名端口号

• ssh 服务器, 使用 22 端口
• ftp 服务器, 使用 21 端口
• telnet 服务器, 使用 23 端口
• http 服务器, 使用 80 端口
• https 服务器, 使用 443

查看知名端口号

执行下列命令，可以在命令行上查看知名端口号列表。
at /etc/services

两个问题

1. 一个进程是否可以 bind 多个端口号? — 可以，比如一个进程是可以创建两个套接字的。
2. 一个端口号是否可以被多个进程 bind? — 不可以。

UDP协议

UDP特点

UDP协议（User Datagram Protocol）用户数据报协议，UDP协议格式如下：

UDP的数据报由8字节的UDP首部 + UDP数据组成，如果效验和出错，直接丢弃。
从而得出UDP的各种特点如下：

• 无连接: 知道对方端的 IP 和端口号就直接进行传输, 不需要建立连接，即无握手过程，直接传输。
• 不可靠: 没有应答确认机制, 没有超时重传机制，这意味着如果因为网络故障发生丢包事件都不知道，可能会造成乱序到达。
• 低开销：因为不用维护连接，也不用保证传输的可靠性，UDP的报头只有8字节，开销比较小。
• UDP 协议层也不会给应用层返回任何错误信息;
• 面向数据报: 不能够灵活的控制读写数据的次数和数量，即应用层给UDP多少数据，UDP就发多少数据，不会再拆分和合并。
• 传输数据量少：因为数据段长度只有16位即包含首部共64k，如果超过这个范围就要在应用层手动分包，接收方也要采取手段进行拼装。

UDP的缓冲区

• UDP 没有真正意义上的 发送缓冲区. 调用 sendto 会直接交给内核, 由内核将数据传给网络层协议进行后续的传输动作;
• UDP 具有接收缓冲区. 但是这个接收缓冲区不能保证收到的 UDP 报的顺序和发送 UDP 报的顺序一致; 如果缓冲区满了, 再到达的 UDP 数据就会被丢弃。
• UDP 的 socket 既能读, 也能写, 这个概念叫做 全双工。

基于UDP的应用层协议

• NFS: 网络文件系统
• TFTP: 简单文件传输协议
• DHCP: 动态主机配置协议
• BOOTP: 启动协议(用于无盘设备启动)
• DNS: 域名解析协议

TCP协议

TCP协议格式

TCP 全称为 传输控制协议(Transmission Control Protocol). 如其名, 要对数据的传
输进行一个详细的控制。格式如下：

• 源/目的端口号: 表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去，解包后就需要利用目的端口号来进行分用。

• 32 位序号/32 位确认号：序号其实就是发送缓冲区的数组下标，确认序号其实就是确认对方的序号加1的数组下标，可以这么理解。

• 4 位 TCP 报头长度: 表示该 TCP 的报头有多少个字节(单位是4字节），即4位报头长度的范围是（0-60bit）所以TCP 头部最大长度是 15 * 4 = 60，实际报头长度是4 * 5 = 20，即4位报头长度是5时表示的是报头的实际长度是20，多余的长度都是选项的长度，利用这个长度就可以完成解包操作。

• 6 位标志位:

  • URG: 紧急指针是否有效
  • ACK: 确认序号是否有效
  • PSH: 提示接收端应用程序立刻从 TCP 缓冲区把数据读走
  • RST: 握手失败reset 对方要求重新建立连接，我们把携带 RST 标识的称为复位报文段，收到该标志位的主机，要对异常连接重新释放，重新建立。
  • SYN: 请求建立连接; 我们把携带 SYN 标识的称为同步报文段。
  • FIN: 通知对方, 本端要关闭了, 我们称携带 FIN 标识的为结束报文段。

• 16 位窗口大小: 表示我自己的窗口大小，用于流量控制。告诉对方我是否可以接收大量的报文。

• 16 位校验和: 发送端填充, CRC 校验. 接收端校验不通过, 则认为数据有问题. 此处的检验和不光包含 TCP 首部, 也包含 TCP 数据部分.

• 16 位紧急指针: 标识哪部分数据是紧急数据;

• 40 字节头部选项: 暂时忽略

确认应答机制

确认应答机制：就是如果一方向另一方发送请求，另一方给予应答的机制，正是TCP有这种确认应答机制保证了TCP的可靠性，无论是是否收到应答，发送方都能知道，这就体现了可靠性。
双方都采用确认应答机制，来保证两个朝向上数据通信的可靠性。
一个序号就行了，为什么协议是有两个序号呢？
这是因为当对方需要应答时可以选择进行捎带应答，这种捎带应答包含了发送与应答ACK一同发送给请求方，这样可以大大提高了效率，应答就必须带上自己相应的序号发给另一方。
总结就是：捎带应答需要同时使用序号和确认序号
如何理解序号：序号就是类似与发送缓冲区或者接收缓冲区的数组下标。

因为TCP报文是有不同类型的，回应不同的报文就需要不同的标记位，所以就有了很多的标记位的存在，其中就有ACK标记位：
ACK标记位：0/1用来标记这个报文是否是应答报文。
每一个 ACK 都带有对应的确认序列号, 意思是告诉发送者, 我已经收到了哪些数据; 下
一次你从哪里开始发.

超时重传机制

超时重传机制有两种情况会触发该机制：

1. 如果发送的数据对方就没收到，可能出现了网络堵塞等，造成我无法收到对方的ACK。
2. 如果发送的数据对方收到了，但我同样没收到对方的应答ACK，ACK由于某种原因丢失了。

两种情况都有可能发生，但我是一定不知道是发生了哪种情况的，但两者都会引起发起端的超时重传机制。

这时就出现了几个问题：

1. 如果不断的出现超时重传，接收端就会收到大量的报文，那这些报文如何去重呢？
2. 接收端如何知道报文的接收顺序呢？
3. 那这个超时重传的超时时间如何确定呢？超时时间是不易过长也不易过短的！

上面三个问题都可以解答了：

1. 利用序号的特性，序号都是唯一的，所以完全可以利用序号去重。
2. 第二个问题也同样利用序号，因为序号不就可以理解为是发送缓冲区中的数组下标吗，数组下标是从0开始依次排列的，那利用序号的特性就可以按序接收数据了。
3. 网络状态是浮动的，TCP 为了保证无论在任何环境下都能比较高性能的通信, 因此会动态计算这个最大超时时间，Linux中就规定以500ms为一个单位，如果下次重传依然失败就会在上次超时时间的基础上加倍，这样指数递增下来，最终会达到一个极值，TCP认为网络出现了异常就会强制关闭连接。

连接管理机制（三次握手与四次挥手）

在正常情况下, TCP 要经过三次握手建立连接, 四次挥手断开连接

服务端状态转化：

• [CLOSED -> LISTEN]： 服务器端调用 listen 后进入 LISTEN 状态, 等待客户端连接。
• [LISTEN -> SYN_RCVD]：一旦监听到连接请求(同步报文段), （收到第一次握手）就将该连接放入内核等待队列中, 并向客户端发送 SYN 确认报文（发起第二次握手）。
• [SYN_RCVD -> ESTABLISHED]：服务端一旦收到客户端的确认报文（收到第三次握手）, 就进入ESTABLISHED 状态, 可以进行读写数据了。
• [ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT]：当客户端主动关闭连接(调用 close), （收到第一次挥手）服务器会收到结束报文段, 服务器返回确认报文段并进入 CLOSE_WAIT（发起第二次挥手）。
• [CLOSE_WAIT -> LAST_ACK]：进入 CLOSE_WAIT 后说明服务器准备关闭连接(需要处理完之前的数据)，当服务器真正调用 close 关闭连接时, 会向客户端发送FIN, （发起第三次挥手）此时服务器进入 LAST_ACK 状态, 等待最后一个 ACK 到来(这个 ACK 是客户端确认收到了 FIN)。
• [LAST_ACK -> CLOSED]：服务器收到了对 FIN 的 ACK, 彻底关闭连接（收到第四次挥手）。

客户端状态转化：

• [CLOSED -> SYN_SENT]：客户端调用 connect, 发送同步报文段（发起第一次握手。
• [SYN_SENT -> ESTABLISHED]： connect 调用成功（收到二次握手）， 则进入 ESTABLISHED 状态（发起第三次握手）, 开始读写数据。
• [ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1]：客户端主动调用 close 时, 向服务器发送结束报文段（发起第一次挥手）, 同时进入 FIN_WAIT_1。
• [FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2]：客户端收到服务器对结束报文段的确认（收到第二次挥手）, 则进入 FIN_WAIT_2, 开始等待服务器的结束报文段。
• [FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT]：客户端收到服务器发来的结束报文段（收到第三次挥手）, 进入TIME_WAIT, 并发出 LAST_ACK（发起第四次挥手）。
• [TIME_WAIT -> CLOSED]：客户端要等待一个 2MSL(Max Segment Life, 报文最大生存时间)的时间, 才会进入 CLOSED 状态。

总的来说，三次握手由客户端connect发起，服务端accept返回连接结束，其中connect负责发起三次握手，而accept并不参与三次握手的过程。
建立连接的本质就是在赌，赌最后一个ACK对方一定收到了。
所以建立不一定成功！！！
假如客户端完成了三次握手，但服务端并没有完成，那客户端接下来干什么？会继续发送数据呀，服务端没有完成三次握手，此时就会把RST标志位置1，请求重新建立连接。

建立连接，为什么是三次握手呢？？？

• 确认对方状态和收发能力的最小次数，三次握手验证了网络通信是全双工的，保证了网络的连通性，建立了双方通信的共识意愿。
• 假如是一次握手，二次握手，我们使用一台主机作为客户端，不断发送大量connect请求SYN，每次请求都会被建立，忽略服务端的回应，但是我们内核中其实是有维护这种连接的内核数据结构，那么就必须花时间，成本去维护的，大量的SYN，就造成了SYN洪水攻击。
• 三次握手双方的地位是同等的，无论是客户端连接还是服务端连接都需要发送ACK，所以双方造成的代价是相同的，也就不会造成客户端建立很多连接而搞垮服务端的问题了。
• 四次握手更不可能了，四次握手的效果与三次握手是相同的，那为什么不用三次握手？

理解TIME_WAIT状态

• TCP 协议规定,主动关闭连接的一方要处于 TIME_ WAIT 状态,等待两个MSL(maximum segment lifetime)的时间后才能回到 CLOSED 状态。
• 我们使用 Ctrl-C 终止了 server, 所以 server 是主动关闭连接的一方, 在TIME_WAIT 期间仍然不能再次监听同样的 server 端口。
• MSL 在 RFC1122 中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在 Centos7 上默认配置的值是 60s。
• 可以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看 msl 的值。

想一想, 为什么是 TIME_WAIT 的时间是 2MSL?

• MSL 是 TCP 报文的最大生存时间, 因此 TIME_WAIT 持续存在 2MSL 的话
• 就能保证在两个传输方向上的尚未被接收或迟到的报文段都已经消失(否则服务器立刻重启, 可能会收到来自上一个进程的迟到的数据, 但是这种数据很可能是错误的)。
• 同时也是在理论上保证最后一个报文可靠到达(假设最后一个 ACK 丢失, 那么服务器会再重发一个 FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是 TCP 连接还在, 仍然可以重发 LAST_ACK)。

理解CLOSE_WAIT状态

如果服务端第一次收到客户端发来的FIN报文，发送ACK报确认后服务端就会进入CLOSE_WAIT状态。此时服务端已经知道对方要关闭连接了，自己也要准备关闭了。

在这个状态下的服务端依旧可以向客户端发送报文，虽然客户端关闭了连接，但依旧可以收报文（接收缓冲区没有关闭）。直到服务端调用close函数，才会结束这个状态。如果在应用层没有及时调用close函数，连接会长时间停留在CLOSE_WAIT状态。这样就会导致资源泄露（如文件描述符耗尽），影响服务器性能。

滑动窗口

刚才我们讨论了确认应答策略, 对每一个发送的数据段, 都要给一个 ACK 确认应答. 收到 ACK 后再发送下一个数据段. 这样做有一个比较大的缺点, 就是性能较差. 尤其是数据往返的时间较长的时候，既然这样一发一收的方式性能较低, 那么我们一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能(其实是将多个段的等待时间重叠在一起了)，我们把这种策略叫滑动窗口。

• 窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值. 上图的窗口大小就是 4000 个字节(四个段)。
• 发送前四个段的时候, 不需要等待任何 ACK, 直接发送。
• 收到第一个 ACK 后, 滑动窗口向后移动, 继续发送第五个段的数据，依次类推。
• 操作系统内核为了维护这个滑动窗口, 需要开辟 发送缓冲区 来记录当前还有哪些数据没有应答，只有确认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉。
• 窗口越大, 则网络的吞吐率就越高。

知道了滑动窗口的基本概念，那我们肯定还会有疑问。
如果我们在发送的时候发生了丢包怎么办？需要重传？怎么传？？？

情景一： 数据包已经收到，ACK被丢了

这种情况下, 部分 ACK 丢了并不要紧, 因为可以通过后续的 ACK 进行确认。

快重传

情景二： 数据包就直接丢了

• 当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到确认序号为1001这样的 ACK, 就像是在提醒发送端 “我想要的是 1001” 一样（因为确认序号的定义就是：确认序号之前的报文，我已经全部收到了）
• 如果发送端主机连续三次收到了同样一个 “1001” 这样的应答, 就会将对应的数据 1001 - 2000 重新发送。
• 这个时候接收端收到了 1001 之后, 再次返回的 ACK 就是 7001 了(因为 2001 - 7000)接收端其实之前就已经收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中。
• 这种机制被称为 “高速重发控制”(也叫 “快重传”)。
• 如果一直没有收到应答那就是超时重传了。

总的来说：丢包问题分为，窗口的最左侧报文丢失，中间段报文丢失，最右侧报文丢失。
如果是最左侧报文丢失
a.确认序号规定的约束，滑动窗口左侧不变
b.快重传&&超时重传，对最左侧报文进行补发。
中间段报文呢？最右侧报文呢？其实这俩都最终转化为最左侧报文丢失的问题了。

流量控制

接收端处理数据的速度是有限的. 如果发送端发的太快, 导致接收端的缓冲区被打满, 这
个时候如果发送端继续发送, 就会造成丢包, 继而引起丢包重传等等一系列连锁反应.
因此 TCP 支持根据接收端的处理能力, 来决定发送端的发送速度. 这个机制就叫做流量
控制(Flow Control)。

• 接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 “窗口大小” 字段, 通过 ACK 端通知发送端。
• 窗口大小字段越大, 说明网络的吞吐量越高。
• 接收端一旦发现自己的缓冲区快满了, 就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端。
• 发送端接受到这个窗口之后, 就会减慢自己的发送速度。
• 如果接收端缓冲区满了, 就会将窗口置为 0，这时发送方不再发送数据, 但是需要定期发送一个窗口探测数据段, 使接收端把窗口大小告诉发送端。
• 接收端还会向发送方发送窗口更新通知，这样主机A与主机B就是双向的。
  
  接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? 回忆我们的 TCP 首部中, 有一个 16 位窗口字段,就是存放了窗口大小信息。
  那么问题来了, 16 位数字最大表示 65535, 那么 TCP 窗口最大就是 65535 字节么?实际上, TCP 首部 40 字节选项中还包含了一个窗口扩大因子 M, 实际窗口大小是 窗口字段的值左移 M 位。

拥塞控制

然 TCP 有了滑动窗口这个大杀器, 能够高效可靠的发送大量的数据. 但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据, 仍然可能引发问题.
因为网络上有很多的计算机, 可能当前的网络状态就已经比较拥堵. 在不清楚当前网络状态下, 贸然发送大量的数据, 是很有可能引起雪上加霜的.
TCP 引入 慢启动 机制, 先发少量的数据, 探探路, 摸清当前的网络拥堵状态, 再决定按照多大的速度传输数据。

• 此时就引出一个概念叫拥塞窗口，我们前面已经学习过滑动窗口=应答窗口，这里就不能这么理解了，其实实际上滑动窗口=min(应答窗口，拥塞窗口)。
• 发送开始的时候, 定义拥塞窗口大小为1。
• 每次收到一个 ACK 应答, 拥塞窗口加 1倍。
• 每次发送数据包的时候, 将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较, 取较小的值作为实际发送的窗口。

慢启动

像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. “慢启动” 只是指初使时慢, 但是增长速
度非常快。

• 为了不增长的那么快, 因此不能使拥塞窗口单纯的加倍。
• 此处引入一个叫做慢启动的阈值。
• 当拥塞窗口超过这个阈值的时候, 不再按照指数方式增长, 而是按照线性方式增长
  
• 当 TCP 开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值。
• 在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回 1。

少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传，大量的丢包, 我们就认为网络拥塞，当 TCP 通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升， 随着网络发生拥堵, 吞吐量会立刻下降，拥塞控制, 归根结底是 TCP 协议想尽可能快的把数据传输给对方, 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案。

延迟应答

如果接收数据的主机立刻返回 ACK 应答, 这时候返回的窗口可能比较小。

• 假设接收端缓冲区为 1M. 一次收到了 500K 的数据; 如果立刻应答, 返回的窗口 就是 500K;
• 但实际上可能处理端处理的速度很快, 10ms 之内就把 500K 数据从缓冲区消费 掉了;
• 在这种情况下,接收端处理还远没有达到自己的极限, 即使窗口再放大一些, 也 能处理过来;
• 如果接收端稍微等一会再应答, 比如等待 200ms 再应答,那么这个时候返回的 窗口大小就是 1M。

所以就有了延迟应答的策略。
一定要记得, 窗口越大, 网络吞吐量就越大, 传输效率就越高. 我们的目标是在保证网络
不拥塞的情况下尽量提高传输效率;

那么所有的包都可以延迟应答么? 肯定也不是;

• 数量限制: 每隔 N 个包就应答一次;
• 时间限制: 超过最大延迟时间就应答一次;

具体的数量和超时时间, 依操作系统不同也有差异， 一般 N 取 2, 超时时间取 200ms。

捎带应答

如果发送方向接收方发送数据包时，接收方收到数据包，需要向发送方发送应答ACK，但与此同时接收也需要发送数据包给发送方，此时就可把发送的ACK同时携带数据发送给发送方，这样可以减少报文发送次数，提高效率，这就叫做捎带应答。如下图是三次握手建立连接时的图解，接收方收到SYN请求，接收方需要回应ACK的同时携带上SYN标记位一同生效发给发送方。

面向字节流

创建一个 TCP 的 socket, 同时在内核中创建一个 发送缓冲区 和一个 接收缓冲区。

• 调用 write 时, 数据会先写入发送缓冲区中;
• 如果发送的字节数太长, 会被拆分成多个 TCP 的数据包发出;
• 如果发送的字节数太短, 就会先在缓冲区里等待, 等到缓冲区长度差不多了, 或者其他合适的时机发送出去;
• 接收数据的时候, 数据也是从网卡驱动程序到达内核的接收缓冲区;
• 然后应用程序可以调用 read 从接收缓冲区拿数据;
• 另一方面, TCP 的一个连接, 既有发送缓冲区, 也有接收缓冲区, 那么对于这一个连接, 既可以读数据, 也可以写数据. 这个概念叫做 全双工。

由于缓冲区的存在, TCP 程序的读和写不需要一一匹配（正是这种不匹配的方式所以说TCP是面向字节流的）, 例如:

• 写 100 个字节数据时, 可以调用一次 write 写 100 个字节, 也可以调用 100 次write, 每次写一个字节;
• 读 100 个字节数据时, 也完全不需要考虑写的时候是怎么写的, 既可以一次read 100 个字节, 也可以一次 read 一个字节, 重复 100 次;

粘包问题

• 首先要明确, 粘包问题中的 “包” , 是指的应用层的数据包.
• 在 TCP 的协议头中, 没有如同 UDP 一样的 “报文长度” 这样的字段, 但是有一个序号这样的字段.
• 站在传输层的角度, TCP 是一个一个报文过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中.
• 站在应用层的角度, 看到的只是一串连续的字节数据.
• 那么应用程序看到了这么一连串的字节数据, 就不知道从哪个部分开始到哪个部分, 是一个完整的应用层数据包。

那么如何避免粘包问题呢? 归根结底就是一句话,明确两个包之间的边界。

对于UDP来说就不会有粘包问题的发生，UDP是面向数据报的，UDP收就收一个完整的数据报，不可能会出现收到半个的情况的，UDP是直接向上层应用层交付的，没有接收缓冲区的概念。

TCP小结

为什么 TCP 这么复杂?因为要保证可靠性, 同时又尽可能的提高性能.

可靠性:校验和、序列号(按序到达)、确认应答、超时重发、连接管理、流量控制、拥塞控制。

提高性能:滑动窗口、快速重传、延迟应答、捎带应答。

对于TCP和UDP

我们说了 TCP 是可靠连接, 那么是不是 TCP 一定就优于 UDP 呢? TCP 和 UDP 之间的
优点和缺点, 不能简单, 绝对的进行比较。

• TCP 用于可靠传输的情况, 应用于文件传输, 重要状态更新等场景;
• UDP 用于对高速传输和实时性要求较高的通信领域, 例如, 早期的 QQ, 视频传输等. 另外 UDP 可以用于广播;
• 实在不知道用哪种协议，可以优先考虑选择TCP。

用 UDP 实现可靠传输(经典面试题)

参考TCP的可靠性机制，在应用层实现类似的逻辑即可
例如：

• 引入序列号/确认序号, 保证数据顺序;
• 引入确认应答, 确保对端收到了数据;
• 引入超时重传, 如果隔一段时间没有应答, 就重发数据。
• 等等…