【Linux】传输层协议：TCP/UDP

语法： netstat [ 选项 ]
功能：查看网络状态
常用选项 ：

n 拒绝显示别名，能显示数字的全部转化成数字

l 仅列出有在 Listen (监听) 的服務状态

p 显示建立相关链接的程序名

t (tcp)仅显示tcp相关选项

u (udp)仅显示udp相关选项

a (all)显示所有选项，默认不显示LISTEN相关

pidof

在查看服务器的进程 id 时非常方便 .
语法： pidof [ 进程名 ]
功能：通过进程名 , 查看进程 id，常用来查看守护进程

UDP协议

UDP协议端格式

UDP长度-8字节（报头）= 有效载荷的长度

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;

TCP协议

TCP全称为 "传输控制协议(Transmission Control Protocol"). 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

4位的首部长度描述的报头的长度，计算的时候，有基本的大小单位：4字节

例如 x*4=20 ,x取5 也就是0101

++如果不进行流量控制，会导致大面积丢包++

16位窗口大小就是对方接收缓冲区剩余空间，也就是进行流量控制的依据

tcp协议不同于http协议的是双方都会进行收发数据

TCP最基本、最原始的通信过程

收到应答信号，确认最近发送的信息对方收到了，没有应答的数据，我们无法保证可靠性，所以，最新的一条信息，是没有应答的，所以我们无法保证发出去的信息是100%可靠的。

综上，世界上是不存在100%可靠的网络协议，但是局部性的可靠性是可以保证的。

一段时间后，如果没有收到应答，就认为数据丢失了，进行重传。

将应答和下一个TCP数据二合一发送给对方，这种策略称为捎带应答

乱序问题

那么接下来有一个问题，如果客户端发送tcp数据给服务器，服务器没有返回应答信号，客户端是否继续发送下一条数据？

如果采用发一条数据，应答一个的方式，效率会很低，因此客户端一般一次给服务器发送一批数据

服务器数据的接收顺序并不一定是客户端发送数据的顺序，这种问题称为数据包乱序问题。这种情况如果不解决，直接将数据交到缓冲区，会导致应用层解析数据报文错误。造成乱序本身就是不可靠的一种。

为了解决这种问题，引入序号，给每个报文加上序号，发送到服务端，即使服务端收到的是乱序的，也可以通过序号进行还原。

如下图所示：

综上，也就是说32位序号是为了保证数据的按序到达

服务端接收到客户端的一批tcp数据后，会返回多个应答数据，那么怎么区分某个应答是对应哪个tcp数据呢？

确认序号：填充的是它收到的报文的序号+1

为什么要这么规定？

确认序号的意义：表示确认序号之前的数据，已经全部收到了，下一次发送，请从确认序号指定的数字开始发送！！

当应答返回3001，而2001、1001未返回相应应答，服务端默认3001之前已经全部收到了，这样的规定允许应答能有少量的丢失。

tcp收到的报文一定是由各种"类型"的，不同的类型，决定了服务端做不同的动作！接收方如何得知报头的类型是什么？用6个标记位，标记位存在的意义：区分tcp报文的类型

ACK :确认序号是否有效

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

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

URG：紧急指针是否有效

16位紧急指针：当前报文包含紧急数据的偏移量是多少，紧急数据为一个字节，称为带外数据，缓冲区排队的数据是常规数据

三次握手

TCP协议的相关机制

综上所述，我们可以总结出TCP协议的几个机制：

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，每个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，下次你从哪里开始发

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的确认应答，也可能是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 .

那么超时的时间，也就是这个特定的时间间隔是怎么确定的呢？

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

服务端状态转换

[CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用listen后进入LISTEN状态，等待客户端连接。

**[LISTEN -> SYS_RCVD]**一旦监听到连接请求（同步报文段SYN），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

[SYS_RCVD -> ESTABLISHED] 服务端一旦收到客户端的确认报文，就进入ESTABLISHED，可以进行读取数据

[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.

为什么采用三次握手？

一次的话容易受到SYN洪水攻击，两次的话连接失败的成本会嫁接到服务器上

四次挥手可以改成三次吗？

当发送关闭信号时，便不再发送数据，只发送一些ACK报文。

四次挥手过程如下：

1.客户端：我要关闭了 //第一次挥手

2.服务器：好的我知道了（ACK） //第二次挥手

3.此时服务器可能还有未发送完毕的正常业务数据，等发送完毕后再说：我要关闭了 //第三次挥手

4.客户端：好的我知道了 //第四次挥手

如果第三步服务器正好没有业务数据要发送了，可用捎带应答，实现三次挥手

PS：listen的第二个参数？backlog+1，表示底层已经建立好的连接队列的最大长度

全连接队列的大小为什么不能太长？

没必要太长，服务器没时间消耗连接时，还需要更多的内存来维护这个连接

为什么不能没有全连接队列？

因为如果没有全连接队列的话，一旦服务器当前资源空闲，上层无法快速补齐，导致服务器资源无法被充分消耗

++一个网络报文在网络里存活的时间称为MSL++

TIME_WAIT：等多长时间，为什么？

两个MSL即相当于一个报文的一来一回

让通信双方历史数据得以消散

让我们断开连接，4次挥手，具有较好的容错性

从客户端传送到服务端这个时间称为最大传送时长

报文在网络存在的时间称为最大存在时长

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 ;
这个窗口扩大因子选项如下图所示：

流量控制常见问题：

1.第一次发送数据的时候，怎么保证发送的数据量是合理的？
三次握手时，双方交换了报文，同时也协商了双方的接收能力。
第三次握手的时候，可以携带数据，先识别ACK。前两次是不许携带数据。
2.流量控制，属于可靠性，还是属于效率？
属于可靠性，防止正常丢包，变相提高了效率

滑动窗口

滑动窗口是我们发送端缓冲区的一部分。至于区域划分可以理解成通过双指针（下标）进行区分即可。

滑动窗口的大小，不能超过对方的接收缓冲区的剩余空间的大小，即应答报文的窗口大小

情况1：如果丢包了，怎么理解滑动窗口

如果我们成功发送2001之前的报文，也得到了接收方返回的ACK报文，3001位置发生丢包，4001，5001得到了接收方返回的ACK报文，我们在进行窗口滑动时，会在2001位置停下来，等待3001位置进行重发得到ACK报文，在加上之前我们对确认序号的定义：确认序号是x，x之前的报文我们全部都收到了，综上保证了滑动窗口连续的向后更新，不会出现跳跃的情况，也就是跳过丢包的报文。

情况2：数据包直接丢了

发送方连续三次收到同样的确认应答时则进行重发，这种方式称为快重传 。

已经有了快重传，为什么还要有超时重传？

快重传是有条件的，连续三次收到同样的确认应答才进行快重传，如果后面没有那么多数据发送，就不会触发快重传，因此快重传是提高效率的，超时重传相当于是兜底的。

问题2：滑动窗口可以向左移动吗？会向右移动吗？移动的时候，大小会变化吗？怎么变化？会为0吗？

不可以向左移动，因为滑动窗口本身划分的数据区域左侧是已经发送已经确认的。

右不变，做移动，范围缩小，左右都移动，范围扩大；

移动的时候，大小会动态变化

如果为0，发送方会进行窗口探测，如下进行更改大小

滑动窗口 start = 根据确认序号设置

end=确认序号+min(窗口大小,有效数据区域大小)

因此流量控制是通过滑动窗口实现的，通过控制滑动窗口大小

问题3：滑动窗口会在发送缓冲区越界吗？

不会，tcp采用了类似环状的算法

拥塞控制

如果发送数据，出现问题，不仅仅是对方主机出现问题，也有可能是网络出现问题

如果通信的时候，出现少量的丢包（常规情况）
如果通信的时候，出现大量的丢包（网络出现了问题）

硬件设备出现问题
数据量太大，引起阻塞

如果通信双方出现了大量的数据丢包问题（滑动窗口内大量的数据都超时了），tcp会判断网络出现问题了（网络拥塞了）

我们发送方应该怎么办？我们不能立即对报文进行超时重发，否则会加重网络拥塞。

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;

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;

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;

粘包问题

面向字节流衍生出来的问题，接收一个半或者半个（不完整的报文）；

如何解决用户层的粘包问题？

定长报文：在应用层通过自定义协议，明确报文和报文之间的边界
使用特殊字符
使用自描述字段+定长报头
使用自描述字段+特殊字符

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。

TCP异常情况

1）进程终止

连接正常自动断开，因为tcp连接是和文件直接相关的，文件的生命周期是随进程的。

2）机器重启

先杀掉所有的进程

3）机器掉电/网线断开