TCP协议与UDP协议

UDP协议

UDP协议端的格式

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;

UDP的特点

UDP传输过程类似寄信

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

没有任何安全机制，发送端发送数据报以后，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

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：

如果发送端一次发送100个字节，那么接收端也必须一次接收100个字节；而不能循环接收10次，每次接收10个字节。

缓冲区

UDP只有接收缓冲区,没有发送缓冲区:

UDP没有真正意义上的发送缓冲区。发送的数据会直接交给内核，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,这个概念叫全双工

大小受限

UDP协议首部中有一个16位的最大长度,也就是说一个UDP能传输最大长度是64K(包含UDP首部)

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:动态主机协议
BOOTP:启动协议(用于无盘设备启动)
DNS:域名解析协议

当然，也包括你自己写UDP程序时自定义的应用层协议

扩展问提

经典面试题：

UDP本身是无连接，不可靠，面向数据报的协议，如果要基于传输层UDP协议，来实现一个可靠传输，应该如何设计？
UDP大小是受限的，如果要基于传输层UDP协议，传输超过64K的数据，应该如何设计？

以上两个问题答案类似，都可以参考TCP的可靠性机制在应用层实现类似的逻辑：

例如：

引入序列号，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；

......

TCP协议

TCP，即Transmission Control Protocol，传输控制协议。人如其名，要对数据的传输进行一个详细的控制。

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/32位确认号：后面详细讲；
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:1.URG:紧急指针是否有效 2.ACK:确认号是否有效 3.PSH:提示接收端应用程序立即从TCP缓冲区把数据读走 4.PST: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 5.SYN:请求建立连接:我们把携带SYN标识的称为同步报文段6.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：后面再说
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

TCP原理

TCP对数据传输提供的管控机制，主要体现在两个方面：安全和效率。

这些机制和多线程的设计原则类似：保证数据传输安全的前提下，尽可能的提高传输效率

确认应答机制（安全机制）

TCP将每个数据都进行了编号,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(安全机制)

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。

连接管理机制(安全机制)

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），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。
客户端状态转化：

[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。

同三次握手中接收端把中间两次交互合二为一不同,四次挥手中间的ACK和FIN触发时机是不同的

ACK是内核响应的,接收端收到FIN,就会立即返回ACK;第二个FIN是应用程序的代码触发,接收端调用close方法,才会触发

为甚要TIME_WAIT

为了防止最后一个ACK丢失

如果最后一个ACK丢了,B就会触发超时重传,重新把FIN给传一遍,如果A没有TIME_WAIT,就意味着A这个时候就已经释放连接了,此时重传的FIN就不可能被A处理,返回不离骚ACK

TIME_WAIT等待多久

TIME_WAIT的时间是2MSL

滑动窗口(效率机制)

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

当前序列号确认传输成功,涵盖了前一个序列号数据传输

情况二:数据包就直接丢了

快重传(效率机制)

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(安全机制)

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通知发送端;

窗口越大字段越大,说明网络吞吐量越高;

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,有一个窗口字段,就是存放窗口大小信息;

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(安全机制)

在开始阶段就发送大量数据,可能会引发问题

原因是不清楚当前的网络状态是否比较拥堵,。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

流量控制和拥塞控制都是在限制发送窗口的大小

最终时机发送窗口的大小,是取 流量控制 和 拥塞控制 中窗口的较小值

延时应答(效率机制)

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；

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(效率机制)

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

其他特性:面向字节流

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）；

思考：对于UDP协议来说，是否也存在 "粘包问题" 呢？

对于UDP，如果还没有上层交付数据，UDP的报文长度仍然在。同时，UDP是一个一个把数据交付给应用层。就有很明确的数据边界。

站在应用层的站在应用层的角度，使用UDP的时候，要么收到完整的UDP报文，要么不收。不会出现"半个"的情况。

其他特性:缓冲区

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；

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；

TCP异常状况

如果使用TCP过程中出现意外,会如何处理?

1)进程终止:

进程终止会释放文件,相当于调用socket.close(),此时仍可以发送FIN,和正常关闭没什区别.(TCP的连接,可以独立于进程存在,进程没了,TCP连接不一定没)

2)主机关机(正常流程):

在进行关机的时候,就会触发强制终止进程操作(相当于进程终止)

如果在系统关闭之前,对端返回的ACK和FIN到了,此时系统还是可以返回ACK,进行正常的四次挥手;如果系统已经关闭,ACK和FIN迟到了,无法进行后续的ACK响应,站在对端的角度,对端一位FIN丢包了,重传几次FIN,还是没响应,就会自动放弃连接

3)主机掉电(非正常)

此时,是一瞬间的事情,来不及结束进程,也来不及发送FIN,主机直接停机了,站在对端的角度,对端不清楚

1.如果对端在发送数据(接收方掉电),发送的数据就会一直等待ACK,触发超时重传,触发TCP连续重置功能,发起"复位报文段".如果复位报文段发过去也没有效果,此时就会释放连接了

2.如果是对端在接收数据(发送方掉电),对端还在等待数据到达,没等到,是无法区分对端是没法消息,还是对端挂了

TCP中提供了**心跳包机制,**接收方会周期性的发给对方一个特殊的,不携带业务数据的数据包,并且期望对方返回一个应答.

如果对方没有应答,并且重复了多次之后仍然没有,就视为对方挂了,此时就可以单方面释放连接了

4)网线断开

与主句掉电相似

TCP/UDP对比

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；