一. UDP

1.1 UDP协议段格式

1.2 UDP传输的特点

1.3 面向数据报

1.4 UDP缓冲区

1.5 报文的理解

二. TCP

2.1 TCP协议段格式

2.2 确认应答机制（ACK）

2.3 超时重传机制

2.4 连接管理机制

为什么要三次握手？

三次？四次握手？

四次挥手？

2.5 理解TIME_WAIT状态

解决 TIME_WAIT 状态引起的 bind 失败的方法

2.6 滑动窗口

部分问题？

2.7 流量控制

2.8 拥塞控制

2.9 延迟应答

2.10 面向字节流

2.11 粘包问题

用UDP实现可靠传输（面试）

一. UDP

1.1 UDP协议段格式

16 位 UDP 长度, 表示整个数据报(UDP 首部+UDP 数据)的最大长度;

如果校验和出错, 就会直接丢弃;

1.2 UDP传输的特点

类似于寄信

• 无连接: 知道对端的 IP 和端口号就直接进行传输, 不需要建立连接;

• 不可靠: 没有确认机制, 没有重传机制; 如果因为网络故障该段无法发到对方, 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;

1.3 面向数据报

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;

用 UDP 传输 100 个字节的数据:

• 如果发送端调用一次 sendto, 发送 100 个字节, 那么接收端也必须调用对应的一次 recvfrom, 接收 100 个字节; 而不能循环调用 10 次 recvfrom, 每次接收 10 个字节;

1.4 UDP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

1.5 报文的理解

在OS的内部肯定会存在多个报文，OS要管理这些报文就需要结构体。

所以无论是在应用层，传输层，网络层还是数据链路层都是一群的sk_buff在发挥作用。分用和解包的原理也就是data指针的移动问题。

二. TCP

2.1 TCP协议段格式

• 源/目的端口号: 表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去;

• 32位序号和32位确认序号：一个是对对方报文的确认，一个是自己报文的序号。（捎带应答）

• 4 位 TCP 报头长度: 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

• 6 位标志位（发送的报文可能是请求连接，断开链接，发送数据等类型的报文，所以需要标志位来分开这些不同类型的报文）:

        ￮ URG: 紧急指针是否有效（与16位紧急指针共同使用）

        ￮ ACK: 确认号是否有效

        ￮ PSH: 提示接收端应用程序立刻从 TCP 缓冲区把数据读走

        ￮ RST: 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



        ￮ 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;

在TCP协议段报头中不存在报文大小，为什么只有报头大小？（而UDP里面的16位UDP长度表示的就是报头和有效载荷的大小）：

TCP 是面向字节流的协议，在操作系统内部，发送的多个 TCP 数据段会被视为连续的字节流，接收方收到数据后会将其放入接收缓冲区，由上层应用自行去分析和组装数据，因此 TCP 难以界定一个报文的完整长度，也就不需要在报头中设置专门的报文大小字段。

在到达数据链路层准备传输的时候，sk_buff转换为物理帧格式，并触发硬件传输。到达后然后一步步往上解包，到达接收缓冲区时就只有有效载荷了。（报头和有效载荷不会出现粘一起的情况，可能会这样的是有效载荷与有效载荷）解决的话是靠应用层去解决

2.2 确认应答机制（ACK）

TCP 将每个字节的数据都进行了编号. 即为序列号

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.

2.3 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;

如果是应答丢了，客户端就无法确切的知道报文是否是丢失了，可能正常的，只是没有应答。也可能真的丢了。这个时候就会有超时机制了，超时重传。所以主机 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.

• 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;

网络好的时候等待的时间就长一点，不好的时候就短一点。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.

2.4 连接管理机制

注意：

connect 发起三次握手：是客户端发起和完成三次握手的触发接口。
accept 不参与三次握手：仅在三次握手完成后，从内核的已完成连接队列中获取连接，是连接建立后的处理接口。

为什么要三次握手？

1.以最小成本确定双方通信意愿

2.验证全双工，我们两个所处的网络是流畅的，能够支持全双工。

三次？四次握手？

三次握手其实也就是四次握手捎带应答，中间的ACK和SYN合在一起了。服务器面对客户端的链接请求都要无脑接受。

四次挥手？

四次挥手实际上也可以压缩为三次挥手，不过是C和S两端同时要有断开链接的意愿。

但毕竟是4次挥手，客户端关闭了，但是服务端还想往客户端发消息就走不通了，因为把文件描述符关闭了。可以用shutdown

它可以只关闭文件描述符的读端，写端。使全双工变为半双工。（正常使用close就行，这里了解）

注意：

主动断开链接的一方，要进入一个状态叫做TIME_WAIT，即便是四次挥手完成，过一段时间才会CLOSED。因为先断开连接的一方，在收到对方发来的FIN后，直接发送ACK的话，自己这一端的四次挥手已经完成了。

2.5 理解TIME_WAIT状态

现在做一个测试,首先启动 server,然后启动 client,然后用 Ctrl-C 使 server 终止,这时马上再运行 server, 结果是:

这是因为,虽然 server 的应用程序终止了,但 TCP 协议层的连接并没有完全断开,因此不能再次监听同样的 server 端口. 我们用 netstat 命令查看一下:

• 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;

• 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);（在TIME_WAIT状态下，这也是我们在关闭服务器后，当前的ip和端口号会bind失败的原因。假设历史上有data还没有到达，如果我们可以使用历史的端口号，重新建立链接的话，上一次链接还没有到达的data此时就会到达，这个data 是我们不需要的）

• 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);

解决 TIME_WAIT 状态引起的 bind 失败的方法

在 server 的 TCP 连接没有完全断开之前不允许重新监听, 某些情况下可能是不合理的

• 服务器需要处理非常大量的客户端的连接(每个连接的生存时间可能很短, 但是每秒都有很大数量的客户端来请求).

• 这个时候如果由服务器端主动关闭连接(比如某些客户端不活跃, 就需要被服务器端主动清理掉), 就会产生大量 TIME_WAIT 连接.

• 由于我们的请求量很大, 就可能导致 TIME_WAIT 的连接数很多, 每个连接都会占用一个通信五元组(源 ip, 源端口, 目的 ip, 目的端口, 协议). 其中服务器的 ip 和端口和协议是固定的. 如果新来的客户端连接的 ip 和端口号和 TIME_WAIT 占用的链接重复了, 就会出现问题.

使用 setsockopt()设置 socket 描述符的选项 SO_REUSEADDR 为 1, 表示允许创建端口号相同但 IP 地址不同的多个 socket 描述符

2.6 滑动窗口

一次向对方发送多少数据由滑动窗口决定。

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;

部分问题？

可以向左滑动吗？

不可以，左边是已发送已确认的，而且确认序号一定是在增加的。

滑动窗口可以变大吗？可以变小吗？可以不变吗？可以为0吗？

全都可以，假如对方的接收缓冲区只剩2000个字节，上层直接把缓冲区读取完了，此时缓冲区为空了，滑动窗口大小就会变大。变小也是同样的道理，发送一次之后，接收缓冲区只剩2000个字节，滑动窗口的大小不能超过接收缓冲区的剩余空间的大小。

丢包了怎么办？滑动窗口会不会跳过报文进行应答？

情况一：

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：

• 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").

超时重传和快重传都是丢包问题的重传机制。超时重传是保底，快重传是提升效率的

2.7 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;

2.8 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;

• 此处引入一个概念称为拥塞窗口。（一个临界值，临界值以内网络较大概率不拥堵，以外网络可能拥堵）

• 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; （滑动窗口=min(对方的win大小，拥塞窗口)）

但是指数增长到后面就太快了：

• 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.

2.9 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;

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;

2.10 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;

2.11 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.

• 对于定长的包, 保证每次都按固定大小读取即可; 例如上面的 Request 结构, 是固定大小的, 那么就从缓冲区从头开始按 sizeof(Request)依次读取即可;

• 对于变长的包, 可以在包头的位置, 约定一个包总长度的字段, 从而就知道了包的结束位置;

• 对于变长的包, 还可以在包和包之间使用明确的分隔符(应用层协议, 是程序猿自己来定的, 只要保证分隔符不和正文冲突即可);

对于 UDP 协议来说, 是否也存在 "粘包问题" 呢?