UDP

特点

1. 无连接(不需要建立连接，只需要知道对端的IP和端口号就能通信)
2. 不可靠(不保证数据传输的安全性和有序性，数据丢失也不会关心，在应用层有人专门设置接口来进行包序管理)
3. 面向数据报(有长度限制，因为数据报长度只有16字节，出去8字节的报头，数据长度 <= 64K - 8bit,而且不能够灵活的控制读写数据的次数和数量)

报文格式

1. 源端口：这个字段占据 UDP 报文头的前 16 位，通常包含发送数据报的应用程序所使用的 UDP 端口。接收端的应用程序利用这个字段的值作为发送响应的目的地址。这个字段是可选的，所以发送端的应用程序不一定会把自己的端口号写入该字段中。如果不写入端口号，则把这个字段设置为 0。这样，接收端的应用程序就不能发送响应了。
2. 目的端口：接收端计算机上 UDP 软件使用的端口，占据 16 位。
3. 长度：该字段占据 16 位，表示 UDP 数据报长度，包含 UDP 报文头和 UDP 数据长度。因为 UDP 报文头长度是 8 个字节，所以这个值最小为 8。
4. 校验值：该字段占据 16 位，使用二进制反码求和运算，可以检验数据在传输过程中是否被损坏。(对从报文开始的每一个字节取反相加，高出16位则截断与低16位相加，接受/发送方计算后都为0则正确，否则丢弃)

UDP数据发送/接收的完整性

因为UDP在报头中就已经确定了数据报的长度，因此在传输过程中，数据都是整条被发送和接收的。（应用层交给UDP多长的报文, UDP原样发送, 既不会拆分, 也不会合并）

1. 发送: 发送的数据放到发送缓冲区后会直接封装头部，进行发送
2. 接收: 缓冲区总是只能接收一条完整的数据，而不会出现接收半条的情况。

UDP的缓冲区

1. 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;
2. 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;

注意：UDP的socket既能读, 也能写, 这个概念叫做 全双工

TCP

特点

1. 面向连接 (必须建立连接才能够进行通信)
2. 可靠传输 (采用三次握手来建立连接、四次挥手来释放连接。其次TCP采用了连续ARQ协议，即自动重传请求来保证数据传输的正确性,使用滑动窗口协议来保证接收方能够及时处理接收到的数据，进行流量控制。最后TCP使用慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复来进行拥塞控制，避免网络拥堵)
3. 面向字节流 (数据是以字节流的形式传递给接收者的，没有固有的”报文”或”报文边界”的概念。从这方面来说，读取TCP数据就像从串行端口读取数据一样–无法预先得知在一次指定的读调用中会返回多少字节（也就是说能知道总共要读多少，但是不知道具体某一次读多少))

报文格式

1. 源端口和目的端口 (Port)
   各占 2 个 字节，共 4 个字节。
   用来告知主机该报文段是来自哪里以及传送给哪个应用程序（应用程序绑定了端口）的。
   进行 TCP 通讯时，客户端通常使用系统自动选择的临时端口号，而服务器则使用知名服务端口号。
2. 序号 (Sequence Number)
   占 4 个字节。
   TCP 是面向字节流的，在一个 TCP 连接中传输的字节流中的每个字节都按照顺序编号。(是对方的 ack 的值)
3. 确认号 (Acknowledgemt Number)
   占 4 个字节。
   表示期望收到对方下一个报文段的序号值。
   TCP 的可靠性，是建立在「每一个数据报文都需要确认收到」的基础之上的。
   就是说，通讯的任何一方在收到对方的一个报文之后，都要发送一个相对应的「确认报文」，来表达确认收到，主要用于对本条数据的确认。
   那么，确认报文，就会包含确认号。(在三次握手中是对方的 seq + 1， 在实际传输数据时是 对方的 seq + 数据长度)
4. 数据偏移 (Offset)
   占 0.5 个字节 (4 bit)。
   这个字段实际上是 TCP 报文段的首部长度 ，表示该TCP头部有多少个32位bit(有多少个4字节); 所以TCP头部最大长度是15 * 4 = 60 字节，最少为20 字节。
   一个数据偏移量 = 4 byte，由于 4 位二进制数能表示的最大十进制数字是 15，因此数据偏移的最大值是 60 byte，这也侧面限制了 TCP 首部的最大长度。
5. 保留 (Reserved)
   占 0.75 个字节 (6 bit)。
   保留为今后使用，但目前应置为 0。
6. 标志位 (TCP Flags)
   标志位，一共有 6 个，分别占 1 位，共 6 位 。
   每一位的值只有 0 和 1，分别表达不同意思。
7. 滑动窗口
   占 2 字节(16位)
   TCP用来进行流量控制的一种机制。
8. 16位校验和
   占 2 字节(16位)
   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.
9. 紧急 URG (Urgent)
   占 2 字节(16位)
   当 URG = 1 的时候，表示紧急指针（Urgent Pointer）有效。
   它告诉系统此报文段中有紧急数据，应尽快传送，而不要按原来的排队顺序来传送。
   URG 要与首部中的 紧急指针 字段配合使用。
10. 选项数据
    占 4 字节(32位)
    用于协商以及描述一些信息(MSS协商等等)

6 个标志位图示

TCP三次握手，四次挥手过程图示

三次握手

四次挥手

套接字流程

通信过程中客户端的状态转化

• [CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用connect, 发送同步报文段;
• [SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect调用成功, 则进入ESTABLISHED状态, 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, 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, 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, 进入TIME_WAIT, 并发出LAST_ACK;
• [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.

通信过程中服务端的状态转化

• [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), 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.
• [SYN_RCVD -> ESTABLISHED] 服务端一旦收到客户端的确认报文, 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), 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;
• [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, 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.

TCP状态转换的一个图表汇总

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;
• 规定TIME_WAIT的时间为 2MSL;

TIME_WAIT规定为 2MSL 的原因

• 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);

确认应答(ACK)机制

TCP将每个字节的数据都进行了编号. 即为序列号（sqe）

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送。

超时重传机制

• 主机A发送数据给B之后, 可能因为网络拥堵等原因, 数据无法到达主机B;
• 如果主机A在一个特定时间间隔内没有收到B发来的确认应答, 就会进行重发;
• 但是, 主机A未收到B发来的确认应答, 也可能是因为ACK丢失了;

• 因此主机B会收到很多重复数据. 那么TCP协议需要能够识别出那些包是重复的包, 并且把重复的丢弃掉.
  这时候我们可以利用前面提到的序列号, 就可以很容易做到去重的效果.

那么, 如果超时的时间如何确定?

• 最理想的情况下, 找到一个最小的时间, 保证 “确认应答一定能在这个时间内返回”.
• 但是这个时间的长短, 随着网络环境的不同, 是有差异的.
• 如果超时时间设的太长, 会影响整体的重传效率;
• 如果超时时间设的太短, 有可能会频繁发送重复的包;

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(BSD Unix和Windows也是如此), 超时以500ms为一个单位进行控制, 每次判定超时重发的超时时间都是500ms的整数倍.
• 如果重发一次之后, 仍然得不到应答, 等待 2*500ms 后再进行重传.
• 如果仍然得不到应答, 等待 4*500ms 进行重传. 依次类推, 以指数形式递增.
• 累计到一定的重传次数, TCP认为网络或者对端主机出现异常, 强制关闭连接.

TCP连接管理中的保活机制

• 在 tcp 通信中,若已经建立连接的两端长时间没有数据往来,则每隔一段时间,服务端都会向客户端发送一个保活探测数据报,要求客户端进行响应,要是9次没有响应,则认为连接断开
• 长时间没有数据往来,默认 7200s 断开 (默认时间可用 setsockopt 进行配置)
• 每隔一段时间, 这个时间默认是 75s (同上,可配)
• 连续多次无响应次数, 默认为 9 (同上,可配)

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).

• 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;

那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论.
情况一: 数据包已经抵达, 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;

情况二: 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 1001 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 “我想要的是 1001” 一样;
• 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”).

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);

原理

• 依靠协议中的窗口大小字段来实现对流量的管控.
• 接收方通过协议中的窗口大小字段,告诉发送方最多可以发送多少数据(窗口大小不大于接收方的接收缓冲区剩余空间大小)
• MSS: 最大数据段大小,表示 TCP 数据通信时一条数据的最大大小,通信时双方进行协商,取双方 mss 中较小的一方作为最大数据段大小。

-窗口通过一个后沿序号和一个前沿序号来实现。

• 不管是前沿还是后沿都是只会不断向前增长的,当达到 4G 时就会重新进行MSS协商,重置 前沿和后沿

• 发送窗口： 表示一次最多从后沿到前沿中最多发送多少数据----不超过接收方的窗口大小
• 后沿： 所要发送数据的起始序号，后沿的移动取决于发送方是否收到接收方的确认回复。
• 前沿： 根据接收方窗口大小计算的结束序号，取决于接收方响应的窗口的剩余大小 (接收方前沿 - 接收方后沿 = 接收方窗口剩余大小，所以发送方永远不会发送大于接收方窗口剩余大小的数据)

• 接收窗口：表示从那里开始接收数据，接收到多少序号为止----不超过接收缓冲区剩余的大小,会进行包序管理(保证数据的有序性)
• 后沿: 接收数据的起始序号,后沿的移动取决于是否收到了后沿的数据
• 前沿: 根据接收缓冲区的剩余空间大小来计算得到的数据的结束序号,前沿的移动取决于缓冲区剩余大小 (一旦缓冲区的数据被取出,剩余空间变大,前沿就会移动)
  
• 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

虽然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;

• 此处引入一个概念程为拥塞窗口
• 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;
• 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;

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.

TCP拥塞控制这样的过程, 就好像 热恋的感觉

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;

注意, 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

在延迟应答的基础上, 我们发现, 很多情况下, 客户端服务器在应用层也是 “一发一收” 的. 意味着客户端给服务器说了 “How are you”, 服务器也会给客户端回一个 “Fine, thank you”;

那么这个时候ACK就可以搭顺风车, 和服务器回应的 “Fine, thank you” 一起回给客户端

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, 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;

常见问题

1.为什么TCP是三次握手,四次挥手,能不能二次握手,或者四次握手?

• 因为两次握手不安全,四次握手没必要.

• TCP 需要保证 接/发 双方都具有数据接收和数据发送的能力,所以双方都需要发送 SYN 请求来确认对方具有通信的能力,所以四次握手没必要
• 若两次握手就能建立连接,那么如果客户端发送多次 SYN 请求,则都会建立连接,浪费资源;
• 还有可能客户端在发送完数据后请求断开,服务端建立的套接字就会占用资源 (受到 tcp 保活机制的影响);

四次挥手的原因

在发送了 FIN 请求后不代表完成断开连接,只能表示主动关闭端不再进行数据的发送了,并不代表主动关闭端不再进行数据的接收,所以在被动关闭端进行确认回复后仍旧具有数据发送的可能,只有当被动关闭端也确定不再发送数据时才会发送下一个 FIN.

2.TIME_WAIT状态有什么用?为什么主动关闭方没有进入 closed 释放资源?

• 处理重传的 FIN; 等待 2MSL,一旦出现新的连接,之前通信的所有报文就会被全部丢弃
• 假设主动关闭方最后一次的 ACK 丢失,被动关闭方方没有收到最后一次 ACK, 超时后会重传一个 FIN

• 假设客户端没有 TIME_WAIT 直接释放资源,就有可能启动新的客户端使用与之前的客户端相同的地址信息.
• 刚启动的新客户端绑定地址信息成功,收到重传的 FIN, 会对新连接造成影响
• 新起的客户端,要是向相同的服务端发送 SYN, 则因服务器处于 LAST_ACK 要求的是ACK 而非 SYN, 因此会发送 RST
• 因此若主动关闭方最后一个回复后直接释放资源,就可能会对启动的新连接造成影响,因此必须等待一段时间,处理可能重传的 FIN.
• 等待时间------ 2个MSL MSL ---- 报文的最大生存周期

3.TCP三次握手失败,服务端如何处理?

• 若服务端没有收到 SYN 则什么都不做
• 回复了 ACK + SYN, 但是长时间没得到响应,超时后发送 RST 重置连接报文,释放资源

4.一台主机上出现大量 TIME_WAIT 的原因和解决方法

• TIME_WAIT 是主动关闭发出现的,说明这台主机大量的主动关闭了连接,常见于一些爬虫服务器
• 调整 TIME_WAIT 的等待时间,也可以使用开启地址重用的 套接字选项 – setsockopt 来设置属性
• 地址重用----允许套接字绑定使用中的地址端口,常用于防止 socket 处于 TIME_WAIT 而无法使用相同的地址信息进行绑定新的套接字

5.一台主机上出现大量 CLOSED_WAIT 的原因和解决方法

• CLOSED_WAIT 是被动关闭方接收到 FIN 请求后进行回复后的状态, 等待上层程序进程进一步的处理,若出现大量 CLOSED_WAIT 则又可能是被动关闭方主机上程序中忘了最后一步断开连接后调用 close 释放资源.
• 在断开连接后调用 close 释放资源