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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
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
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
netstat
netstat是一个用来查看网络状态的重要工具
常用选项：
n：拒绝显示别名，能显示数字的全部转化成数字
I：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
后面使用时最常用的就是netstat -nltp / -natp
pidof
在查看服务器的进程id时非常方便
用法：pidof [进程名]
功能：通过进程名，查看进程id
xargs
xargs是将标准输入的内容，转化成为命令行参数
例如我们前面所学的kill命令，kill -9 [pid]可以杀死这个进程，这里的pid是按照命令行参数的方式传给kill的，而管道则是标准输入的方式，下面举个例子：
我们前面实现的http的demo代码，在左边窗口运行HttpServer，右边窗口grep查看，可以看到是pid为22461的进程
按照前面的使用方式，再grep查出来PID后，再kill -9 PID
但是我们今天学习了pidof和xargs后，可以直接如下图所示的方式：
pidof HttpServer | xargs kill -9
即pidof HttpServer找到进程的pid，通过管道的方式标准输入，再通过xargs将标准输入的内容，转化成为命令行参数，所以就可以执行kill命令了
UDP协议
几乎任何协议都要首先解决两个问题: a. 如何分离(封装) b.如何交付
如何分离：
UDP采用的是定长报头的策略，其中有16位的源端口号、16位的目的端口号、16位的UDP长度、16位的UDP检验和
报头标准长度8字节，所以可以轻松将报头和有效载荷分离
如何交付：
根据报头中的16位端口号，进行向上交付，因为进程bind了端口号
所以我们在应用层编写代码的时候，每一次写端口号的时候，都喜欢uint16_t，因为协议用的端口号是16位的
udp如何正确的提取整个完整报文的呢？
udp有固定长度的报头，即16位udp长度，再16位udp长度-8就是有效载荷的长度
因此UDP是具有将报文一个一个正确接收的能力的
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
理解报文本身
报头在内核中其实就是一个结构体:（位段）
struct udp_hdr
{
uint32_t src_port:16;
uint32_t dest_port:16;
uint32_t udp_len:16;
uint32_t udp_check:16;
}
UDP特点：不可靠、无连接、面向数据报
不可靠：(不可靠是中性词，不含贬义)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
**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
**面向数据报：**不能够灵活的控制读写数据的次数和数量，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
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
需要注意的是：UDP协议首部中有一个16位的最大长度，也就是说一个UDP能传输的数据最大长度是2^16=64K(包含UDP首部)
然而64K在当今的互联网环境下，是一个非常小的数字，如果我们需要传输的数据超过64K，就需要在应用层手动的分包，多次发送，并在接收端手动拼装
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全称为 "传输控制协议
TCP报文本身结构：
首先解决两个问题: a. 如何分离(封装) b.如何交付
如何交付：
TCP报头也有16位的源端口号和16位的目的端口号，所以可以进行向上交付
如何分离：
在TCP报头中包含了4位首部长度，0000~1111，即0~15，又因为单位是4字节，所以报头大小就是0*4 ~ 15*4也就是0~60字节
又因为最开始的基础长度就是20字节(可能会有选项)，所以报头的长度范围就是20~60字节，而这个首部的值假设为x，最小就为x*4==20，x==5，最大为x*4==60，x==15，所以x取值就是5~15，转换为二进制就是[0101, 1111]
因此解包顺序如下：
1.提取20字节标准报头
2.根据标准报头，提取4位首部长度，如果* 4 =20，就读取完成，若大于20，执行下面步骤3
3.读取[提取4位首部长度* 4- 20]字节数据，即为选项
4.读完了报头，剩下的都是有效载荷
注意：TCP是没有整个报文的大小的(面向字节流)
读取的TCP报头在内核中其实就是一个struct tcp_hdr的结构体对象，TCP报头也是一个位段结构
可靠性的理解
并不存在100%可靠的协议
在网络中，发送数据的双方，都无法保证自己作为最新发送数据的一方，发送出去的数据能够被对方收到
但是在局部上，我们能做到100%可靠
我所发出去的所有的消息，只要有匹配的应答，那么我就能保证，我刚刚发出去的消息对方一定收到了
TCP协议的确认应答机制：但是只要一个报文收到了对应的应答，就能保证我发出的数据对方收到了
序号与确定序号
client一次可能向服务端发送多个报文，就有一个问题，发送的顺序，不一定是接受顺序
那么client如何确认，哪一个应答，对应哪一个请求呢？
其实每一个请求都有一个序号，而对应的应答就有一个确认序号，确认序号一般是序号+1，即序号1000，则确认序号是1001
确认序号表示：确认序号对应的数字，之前的所有的报文已经全部收到了，告诉对方下次发送时，从确认序号指明的序号发送
总结：
1.将请求和应答进行一一对应
2.确认序号表示的含义：确认序号之前的数据已经全部收到
3.允许部分确认丢失，或者不给应答(由2得出的结论，例如收到了2001,1001不论收没收到应答，都默认收到了)
4.为什么要有两个字段数字，不能只使用一个序号呢？
因为任何通信的一方，工作方式都是全双工的，在发送确认的时候，也可能携带新的数据，例如server端既想给对方确认(要有确认序号)，又想同时给对方发送它的消息(要有序号)
5.序号为1000 2000 3000发送过去变为了 2000 1000 3000，乱序了，因为任何一方都会收到报文，报文中会携带序号，所以可以对序号进行排序，就可以解决乱序的问题了
TCP中有发送缓冲区和接收缓冲区，我们前面所使用的send并不是直接发送到网络中，而是发送到发送缓冲区中，如何发送、什么时候发送、丢失了怎么办等问题，都是由TCP决定的
同样recv也不是从网络中读取的，而是从接收缓冲区中读取的
因为TCP有发送和接受缓冲区，所以如果我们有client和server, 我们就有了两对接受和发送缓冲区，一方发送是由该方的发送缓冲区向对方的接收缓冲区中发送，而自己的接收缓冲区并不影响，所以TCP就能够实现全双工通信
16位窗口大小
client发送数据，既不能太快，也不能太慢，那么如何保证发送方发送数据，不要太快，或者太慢了呢?
需要进行流量控制，接收方需要向发送方同步自己的接收能力，由于发送方发送的数据是发送到接收方的接收缓冲区的，所以接收方的接收能力是由接收缓冲区的剩余空间的大小决定的
而报头中的16位窗口大小存储的就是接收缓冲区的剩余空间的大小，这里的16位窗口大小填的是接收方自己的剩余空间
由于双方通信是存在两对接受和发送缓冲区的，所以就可以实现两个方向的流量控制
6个标记位
6个标记位：1bit位是表示某种含义的
那么为什么需要多个标记位呢?
因为服务端会受到大量的不同的报文，而标记位是可以标记报文类型的
各个标记位的含义：
**SYN：**该报文是一个连接请求报文
**FIN：**该报文是一个断开连接请求的报文
**ACK：**确认应答标志位，凡是该报文具有应答特征，该标志位都会被设置为1
大部分网络报文ACK都是被设置为1的；也有例外，例如第一个连接请求报文
**RST：**reset，连接重置
在连接建立后，双方通信过程中，有可能连接建立异常，导致对方不知情，反而继续发消息，我们要关闭掉对方连接，让对方重新建立连接
**PSH：**push，督促对方尽快将数据进行向上交付
当发送方发现接收方的16位窗口大小为0，即接收缓冲区为0时，就发送PSH标记位，表明督促对方尽快将数据进行向上交付
**URG：**紧急标志位，需要配合报头中的16位紧急指针使用
16位紧急指针表示特定的一个数据，在有效载荷位置中的偏移量，在指向位置只有一个字节的数据是紧急数据，一般用于服务器的异常检测
三次握手
建立连接时需要三次握手，断开连接需要四次挥手
因为有大量的client将来可能连接server，所以server端一定会存在大量的连接，OS要不要管理这些连接呢？当然要：先描述，在组织
所谓的连接：本质其实就是内核的一种数据结构类型，建立连接成功的时候，就是在内存中创建对应的连接对象，再对多个连接对象进行某种数据结构的组织
维护连接是有成本的(内存+ cpu)
再具体说明三次握手四次挥手时，需要注意的是发送的不是标记位，而是整个报文
下面是三次握手的示例图：
其中我们发现建立连接时双方连接的线是斜的，这表明是时间线，即接收方收到报文的时间一定是小于发送方的
下面思考一个问题：是不是三次握手一定要保证成功？
不一定，因为前两次都有应答，而最新发送的ACK，发送出去后，不能保证对方有没有收到
当client端第三次将ACK报文发出，自己的状态就改为了ESTABLISHED，表示连接建立
但并不能保证这个ACKserver端一定能够收到，可能会丢失
为什么要3次握手?
1. server可以嫁接同等的成本给client
例如如果只进行一次握手，那么client端每次只需要发送SYN，并不关心server端是否建立成功连接，client端可以连续发送大量的SYN，自己没有受到什么影响，反而会导致服务器出现异常，这种情况被叫做SYN洪水；
同理可得，如果是两次握手，client端同样可以连续发送大量的SYN，也根本不理会server端发送的SYN+ACK，可以选择直接丢弃，这时同样有SYN洪水的问题，
所以选择三次握手，当client端发送SYN，server端发送SYN+ACK后，client端还需要建立连接才能发送ACK报文，此时如果发送失败，server端没有受到任何影响，反而是client端成本增加
2.验证全双工
在client端和server端都可以验证全双工，因为第一次client端发送报文，可以验证自己是否能够发送，而发送是否成功可以由server端给client端发送的ACK报文判断，此时就可以保证client端数据既能发出又能被接收
而server端在第一次收到client端发送的SYN数据后，表示自己可以接收消息，接收信道是正常的，所以也要保证自己能够发送数据，即向client端发送SYN+ACK，那么如何证明自己可以发送成功呢，可以通过是否能够成功收到client端第三次发送的ACK判断
四次挥手
四次挥手示例图：
四次挥手是因为连接断开时双方的事情，需要征求双方的同意
四次挥手也有可能是三次挥手，因为server端的ACK和FIN标记位也有可能同时放在一个报文中，给client端发送过去
如果我们发现服务器具有大量的close_ wait状态的连接的时候，原因是什么呢?
应用层服务器写的有bug，忘了关闭对应连接的sockfd(文件描述符)，所以服务器一直无法发送FIN
虽然4次挥手已经完成，但是主动断开连接的一方要维持一段时间的TIME_WAIT状态，才能变为CLOSED状态，在TIME_WAIT状态下，连接其实已经结束，但是地址信息ip, port依旧是被占用的
所以这就出现了之前绑定一个端口的进程，该进程结束后可能暂时无法继续绑定，而这在实际情况中是非常严重的事故，如果一个服务器在人流量非常大的时间挂掉了，几分钟之内无法重新连接，会造成非常大的经济损失，所以在创建套接字时，需要调用setsockopt函数，此时如果出现服务区崩溃退出的情况，就可以立即重启了，不会需要等待一段时间才能重新绑定ip、port：
setsockopt函数
所以在Sock.hpp中，在创建套接字函数Socket中，需要加入如下语句：
这样就能够地址复用，让对应的端口号和ip地址，可以在TIEE_WAIT状态期间，被服务端立刻绑定
上面解决了TIME_WAIT状态如何地址复用，那么为什么要有这个TIME_WAIT状态呢？
TIME_WAIT状态需要等2MSL的时间，才变为CLOSED状态，其中MSL就是指报文从一端到另一端所需的最大时间
TIME_WAIT状态等待的这2MSL的时间，可以尽量保证历史数据从网络中消散，尽量避免历史数据影响新建立的连接
也可以尽量保证最后一个ACK报文能够被对方收到
确认应答机制
我们理解TCP的发送缓冲区：我们可以将TCP的发送缓冲区看做一个char sendbuffer[N]这样的数组，所以就相当于天然拥有了下标，我们把TCP的发送缓冲区当做了char类型的数组，而一个char类型的大小就是1字节，所以这就叫做面向字节流
TCP将每个字节的数据都进行了编号，即为序列号，当我们想发某一段数据时，我们把这一段数据拿出来，这段数据最后一个元素的下标就作为它的序号
每一个ACK都带有对应的确认序号，确认序号一般是序号+1，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
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, 主机A就断定发送的数据丢包了，就会进行重发
那么这里就会有两种情况，第一种就是上述所说的，报文丢包了；第二种是发出去的报文被对方收到了，但是对方发过来的应答丢包了
如果是第二种情况，带来的后果就是主机B有可能收到主机A发来的两份甚至更多的一样的数据，那么这时主机B就需要对数据进行去重
主机B收到了重复报文，可以通过序号进行去重
那么超时重传的超时时间应该如何设置?
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
但是这个时间的长短, 随着网络环境的不同, 是有差异的，
网络好的时候，超时时间应该短一些，网络不好的时候，超时时间应该长一些
所以超时时间不是固定的
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, 会强制关闭连接
流量控制
主机A给主机B发消息，会根据主机B的接收能力，来动态调整自己发送的数据量，这种机制就叫做流量控制
接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入TCP 首部中的 "16位窗口大小" 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
因为是全双工的，所以流量控制同样是双向的
在进行流量控制的时候，第一次发送数据我们如何得知对方的接收能力呢？我们所要的对方的接收能力(即接收缓冲区中剩余空间的大小，如何得知呢?)
交换报文，第一次发送数据 并不是 第一次交换报文
三次握手的时候，交换双方的接收缓冲区的大小，TCP报头中有16位的窗口大小，也就是接收缓冲区的大小
滑动窗口
像上面所说的超时重传、流量控制等机制都是为了保证可靠性，而这里的滑动窗口则是为了提高网络数据发送效率的机制
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
既然上述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)
什么滑动窗口呢？如下图所示：
在发送缓冲区中，可以直接发送并且暂时不需要收到应答的数据所在的区间，称之为滑动窗口
滑动窗口在自己的发送缓冲区中，属于自己的发送缓冲区中的一部分
确认应答过的数据，就可以从缓冲区删掉
滑动窗口的本质:
sender方，可以一次性向对方推送数据的上限
滑动窗口也必须有上限，即由对方的接收能力决定(目前认知)
滑动窗口：
1.既想给对方推送更多数据
2.又想要保证对方来得及接收
由于我们将缓冲区理解为char类型的数组，所以滑动窗口本质就是指针或者下标
即int win_ start, win end
win_ start和win end更新时：
win_ start = 收到的应答报文中的确认序号
win end = win_ start + 收到的应答报文中的窗口大小
1.滑动窗口必须向右移动吗?
不一定，因为如果在给对方发送数据时，对方上层一直不取数据，只会导致滑动窗口左侧不断向右移动，而右侧可以不动，象征着对方的接收能力不断减少
2.滑动窗口可以为0吗?
可以，滑动窗口为0即为win_ start == win end，当我给对方发送数据，对方上层一直不取走数据，导致接收能力越来越差，而窗口也就越来越小，所以到最后就会导致滑动窗口为0了
3.如果没有收到开始的报文的应答，而是收到中间的应答，这种情况可能吗？影响结果吗?
这种情况是有可能，并不影响结果。因为有可能前面的应答丢了，接收到后面的应答了，不影响结果是因为，接收到的应答表示，该确认序号前的所有数据都收到了，所以即使没有收到前面的应答， 也默认前面的数据都收到了
4.超时重传，背后的含义就是没有收到应答的时候，数据必须被暂时保存起来
5.滑动窗口如果一直向右滑动，越界问题?
不存在的，因为TCP的发送缓冲区是环状结构的，会进行取模操作，不会出现越界的问题
当1001~2000这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")
快重传既然又快，又能重传，为什么我们还要超时重传呢?
因为快重传是有条件的，需要连续三次收到了同样的应答，就会重新发送，但是也有些情况不会连续收到三个一样的应答，所以就需要用到超时重传了
因此他们两个不是对立的，而是协作的
拥塞控制
上面学的这些机制，例如超时重传、快重传、流量控制、链接管理、滑动窗口、去重、按序到达、序号机制、确认应答机制，都解决的是端到端的可靠性问题
但是数据不仅仅是在端到端之间通信，还需要经过网络，还需要考虑网络的健康状态
虽然TCP有滑动窗口，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
拥塞窗口:单台主机一次向网络中发送大量数据时，可能会引发网络拥塞的上限值
所以滑动窗口的大小 = min(拥塞窗口，对方窗口大小[接收能力])
发送开始的时候，首先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(实际发送的数据是：1、2、4、8按照指数级别增长的)
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
拥塞窗口增长速度, 是指数级别的， "慢启动" 只是指初始时慢, 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
为何拥塞之后，前期是指数增长?
指数前期慢，后期非常快
一旦拥塞：
前期要让网络有一个缓一缓的机会，所以前期需要数据量少，速度慢一点
中后期，网络恢复了之后，尽快恢复通信的过程，否则可能会影响通信效率
又想解决网络拥塞问题，又想尽快恢复双方通信的效率，所以选择指数增长
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
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?
那肯定也不是：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，不同的操作系统也有差异，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发送一个数据时， 服务器也会给客户端回一个数据，那么这个时候ACK就可以搭顺风车，和服务器回应的数据一起发回给客户端
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
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
对字节流中的数据进行解释是需要应用层自主完成的
粘包问题
因为TCP不关心字节流数据的格式，所以当我们进行上层任意读取时，极有可能对多个报文出现多读或少读，这样的情况称之为数据报的粘包问题
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, 是程序员自己来定的, 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？
很明显并不存在，因为UDP有标准报头定长的，和16位UDP长度，所以当收到报文时，去掉报头剩下的就是有效载荷，就能够保证读到的就是完整报文
基于TCP应用层协议：
HTTP、HTTPS、SSH、Telnet、FTP、SMTP