【网络】传输层协议TCP(重点)

文章目录

[1. TCP协议段格式](#1. TCP协议段格式)
[2. 详解TCP](#2. 详解TCP)
- [2.1 4位首部长度](#2.1 4位首部长度)
- [2.2 32位序号与32位确认序号（确认应答机制）](#2.2 32位序号与32位确认序号（确认应答机制）)
- [2.3 超时重传机制](#2.3 超时重传机制)
- [2.4 连接管理机制(3次握手、4次挥手 + 3个标志位)](#2.4 连接管理机制(3次握手、4次挥手 + 3个标志位))
- [2.5 16位窗口大小（流量控制）](#2.5 16位窗口大小（流量控制）)
- [2.6 滑动窗口](#2.6 滑动窗口)
- [2.7 3个标志位 + 16位紧急指针](#2.7 3个标志位 + 16位紧急指针)
- [2.8 拥塞控制](#2.8 拥塞控制)
- [2.9 延迟应答](#2.9 延迟应答)
- [2.10 其它](#2.10 其它)
- - [2.10.1 面向字节流](#2.10.1 面向字节流)
  - [2.10.2 粘包问题](#2.10.2 粘包问题)
  - [2.10.3 异常情况](#2.10.3 异常情况)
[3. TCP/UDP 对比](#3. TCP/UDP 对比)

TCP协议全称为 "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 。

可靠性:

校验和

序列号(按序到达) （去重）

确认应答

超时重传

连接管理

流量控制

拥塞控制

提高性能:

滑动窗口

快重传

延迟应答

捎带应答

其他:

定时器(超时重传定时器, 保活定时器, TIME_WAIT 定时器等)

1. TCP协议段格式

16位源/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 位确认序号

4 位首部长度：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

6 位标志位 ：

ACK：确认号是否有效

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, 我们称携带 FIN 标识的为结束报文段

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 位窗口大小

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

下面的是Linux源代码中，tcp报头的定义：

c 复制代码

struct tcphdr {
    __be16 source;          // 源端口号
    __be16 dest;            // 目的端口号
    __be32 seq;             // 序列号
    __be32 ack_seq;         // 确认号
#if defined(__LITTLE_ENDIAN_BITFIELD)
	//使用了位段
    __u16 res1:4,           // 保留位
          doff:4,           // 数据偏移（头部长度，以32位字为单位）
          fin:1,            // FIN标志：结束连接
          syn:1,            // SYN标志：同步序列号
          rst:1,            // RST标志：重置连接
          psh:1,            // PSH标志：Push函数
          ack:1,            // ACK标志：确认字段有效
          urg:1,            // URG标志：紧急指针字段有效
          ece:1,            // ECN回显标志
          cwr:1;            // 拥塞窗口减少标志
#elif defined(__BIG_ENDIAN_BITFIELD)
    __u16 doff:4,           // 数据偏移（头部长度，以32位字为单位）
          res1:4,           // 保留位
          cwr:1,            // 拥塞窗口减少标志
          ece:1,            // ECN回显标志
          urg:1,            // URG标志：紧急指针字段有效
          ack:1,            // ACK标志：确认字段有效
          psh:1,            // PSH标志：Push函数
          rst:1,            // RST标志：重置连接
          syn:1,            // SYN标志：同步序列号
          fin:1;            // FIN标志：结束连接
#else
#error "Adjust your <asm/byteorder.h> defines"
#endif
    __be16 window;          // 窗口大小
    __sum16 check;          // 校验和
    __be16 urg_ptr;         // 紧急指针
};

2. 详解TCP

2.1 4位首部长度

4位首部长度 = 标准报头长度 + 选项长度，单位是4字节。

4个比特位可表示的范围是 [0，15]，可表示的大小就是 [0，60]字节，由于标准报头占 20 字节，所以4位首部长度的范围是 [20,60]。

所以，TCP解包时，先读取报文的前20字节，然后再根据4位首部长度，将报头+选项提取出来，剩下的就是有效载荷的长度。

2.2 32位序号与32位确认序号（确认应答机制）

首先我们要知道，32位序号是用来保证收到的报文的可靠性 的（对历史报文的可靠性）。

TCP中的可靠性主要是依靠确认应答实现的，否则发送方不知道自己发送的报文是否被收到了。

只要发送端收到了应答，说明发送的数据一定被收到了，可靠性也就保证了。（接收端无需关心自己的应答是否可靠，如果不可靠，发送端会重发数据；如果可靠，发送端就发新的数据了）

那什么是确认呢？

确认，至少是一个"裸"的tcp报头

32位序号又是什么呢？

根据我们上面所说的，一条请求对应一条应答，没有收到应答就会重新发送请求；如果是串行的话，效率就太低了，所以TCP选择的是并行发送。

并行发送会存在一个问题，不知道应答对应哪一条请求，所以必须对请求编号，这个编号就是32位序号

32位确认序号就是对报文的序号+1，表示序号之前的内容已经收到了。
（序号与确认序号不一定是一对一的，多个序号可能只会有一条确认序号，表示该序号之前的内容已全部收到）

序号存在的另一个原因：保证报文的按序到达

报文如果到达后是乱序的，这也是不可靠的的表现，所以可以根据序号排序，然后按顺序入缓冲区。

可是报头中为什么要有两个32位序号呢？一个也够用呀？

两个32位序号，是为了实现捎带应答机制。接收端应答的同时，也想捎带着给发送端发送数据。

所以，TCP报文在很大概率上，既是应答，也是数据。

那序号又是如何产生的呢？

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；

但是，主机 A 未收到 B 发来的确认应答，也可能是因为应答丢失 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。

所以，为了降低重复率，不能让发送方一直发，需要设定一个时间，超过这个时间后，发送端再发，这种机制叫做超时重传机制。

那超时的时间如何确定呢?

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；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。

2.4 连接管理机制(3次握手、4次挥手 + 3个标志位)

在正常情况下，TCP 要经过三次握手建立连接，四次挥手断开连接。

在正式学习握手、挥手之前，先了解报头中的几个标志位。

在TCP报头中，有6个标志位，用来区分接收端收到的TCP报文的类型 (可能有多个发送端)。

ACK：acknowledgement

表明自己是一个确认报文，让对方关心确认序号。（因为有捎带应答机制，所以大部分的TCP报文的ACK标志位都为1）

SYN：synchronize

同步标志位，即表明是一个建立连接的请求

FIN：finish

表明自己是一个断开连接的请求，一般用于通信结束时。

双方建立连接，首先要进行3次握手

举个栗子：

男：你愿意做我女朋友吗？

女：好呀，什么时候开始？

男：就现在！

在上面的例子中，双方用了最小的握手次数，建立了关系，这就叫做三次握手

双方断开连接，首先要进行4次挥手

举个栗子：

女：我们分手吧！

男：好！

男：我也要跟你分手！

女：好！

为什么叫做四次挥手？ - 因为断开连接需要征得双方的同意 ！（因为TCP是全双工的，要关闭两个朝向上的连接）

3次握手，是由操作系统自动完成的。

服务器端：accept返回后，连接已经建立完成了。即accept等3次握手完成，它不参与3次握手。

客户端：connect调用后，触发操作系统，让操作系统发送SYN，双方握手完成，connect返回。

只要客户端发出去SYN，它的状态就变成了SYN_SENT；客户端发出去ACK，就认为自己把连接建立好了，状态变为established。（客户端不保证发送的ACK一定能被收到，所以3次握手本质就是在赌，因为3次握手本来就不一定成功）

服务端未收到ACK，但发送端以为连接建立成功了，发送端此时就会发送数据，但是服务端不认识它，会通过标志位RST要求重新建立连接。

一般服务端只要收到了SYN，它的状态就变成SYN_RECV；它收到客户端的ACK后，才认为连接建立完成。

所以，一般是客户端认为连接先建立好。

有了四次挥手的理解，3次握手的本质，其实也是四次握手！

所以，为什么要3次握手呢？

建立连接，要征得双方的同意；因为TCP是全双工的，要建立两个朝向上的连接
在3次握手期间，正式通信之前，双方验证了全双工信道的通畅性（客户端与服务端的IO是正常的，即网络是通畅的）

谈了这么多，到底什么是连接呢？

一条连接，一定会和一个文件对应；因为一个连接，对应一个文件描述符。

那么，连接在操作系统内就会存在很多个，操作系统一定要管理连接。先描述在组织，创建连接的struct，在struct内部，一定会有一个字段来表示连接的状态。

下面我们再来看一下4次挥手

介绍一个系统调用，shutdown可控制关闭连接的读写端

我们具体是使用close还是shutdown，取决于应用层。

在服务器这边，如果不调用close关闭sockfd，那就只会进行两次挥手，server会一直处于close_wait状态，会造成文件描述符泄漏、内存泄漏问题。

当服务器关闭后，server会进入last_ack状态，可是此时客户端早就关闭了，没人给它应答了，那么服务端在一段时间后，自动进入closed状态。

那客户端的time_wait状态是什么意思呢？？

在四次挥手时，主动断开连接的一方会进入time_wait状态，要等待一个 2MSL(Max Segment Life，报文最大生存时间)，才会进入 CLOSED 状态

为什么会这样呢？举个例子：

在有些情况下，双方都关闭后，接收端重启并与发送端建立连接后，发送方被判定为超时的报文可能又到达了。为了防止报文被接收端误处理，发送方需要等待2MSL后才可再次启动。

等待2MSL的目的是：

等待历史的游离报文，在网络中消散！

若time_wait状态下的ACK丢了，那么就可以以最快的速度重新发送，尽可能正常的完成4次挥手断开连接

为什么是2MSL呢？MSL不行吗？

理想情况下，1个MSL时间足以确保一个报文在网络中消散

报文在网络中传输时，会经历各种延迟，包括路由器处理延迟、链路传输延迟等。这些延迟是不确定的，可能会导致报文在较长时间内仍然存在于网络中。

等待2MSL时间可以确保旧连接的所有报文（包括丢失的报文和重传的报文）在网络中完全消失。

假设MSL为30秒：

丢失的报文：一个报文在接近30秒时丢失。

重传的报文：发送方在超时后（假设超时时间为1秒）重传该报文，重传的报文也会在网络中传输，其生存时间也是30秒。
总时间：因此，最坏情况下，报文的总生存时间是30秒（丢失的报文）+ 30秒（重传的报文）= 60秒。

如果ACK报文丢失，被动关闭方重传的FIN报文也需要在网络中传输，这同样需要一个MSL时间。因此，总共需要2MSL时间来确保ACK报文的可靠传输和FIN报文的重传处理。

在我们前面写代码时，端口号绑定失败的原因：

当服务端主动关闭后，其进入time_wait状态，即进程没有退出，端口号被占用了。

若想使用旧端口号，可以通过系统调用 setsockopt()设置套接字的类型

可以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看 msl 的值

2.5 16位窗口大小（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，不做任何处理则会浪费了各种资源(网络带宽、CPU等等)。

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。

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

窗口大小字段越大，说明网络的吞吐量越高，发送端接受到这个窗口之后，就会提高自己的发送速度

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。

双方都要进行流量控制

首次发送如何知道对方的接收能力呢？三次握手时，是做过报文交换与窗口协商的！

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? TCP 首部中，有一个 16 位窗口大小字段，就是存放了窗口大小信息(即自己接收缓冲区中剩余空间的大小)；

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;

2.6 滑动窗口

在我们讨论了确认应答策略时，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(串行发送 )。

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。

我们说TCP是采用并行发送的，它是怎么实现的呢？流量控制又是怎么实现的呢？ - - 滑动窗口

窗口大小指的是：无需等待确认应答就可以继续发送数据的最大值。下图的窗口大小就是 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（start = ACK），继续发送第五个段的数据(end = start + 16位窗口大小)，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；窗口越小，网络的吞吐率越低。（流量控制）

此时就是并行发送的了

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，滑动窗口会先向右移动到已经发送成功处，然后补发丢失的报文。

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).

既然有了快重传，它既快，又能重传，那为什么还要超时重传呢？

快重传是有条件的：要连续三次收到同一个应答！
万一发送方只发送了2个报文呢？最多就只能收到2个应答呗 ，那就无法触发快重传，只能超时重传。所以，超时重传是兜底的；快重传是提高效率的。

2.7 3个标志位 + 16位紧急指针

有了上面的理解，我们来了解一下TCP报头中剩余的3个标志位

PSH：push

在进行流量控制时，如果接收方的缓冲区已满，那发送方也就只能发送探测报文，没有别的办法了。

为了告诉对方，请尽快将缓冲区中的数据交给上层，就引入了PSH标志位；也可利用PSH标志位，告诉对端，我的数据比较重要，请尽快交付。

RST：reset

重置连接（重新三次握手）

在三次握手时，服务端未收到ACK，但发送端以为连接建立成功了，发送端此时就会发送数据，但是服务端不认识它，会通过标志位RST要求重新建立连接。

URG：urgent

表示紧急报文，优先让上层从缓冲区中读取。

那紧急数据在哪里呢？

在TCP报头中，有16位紧急指针，表示紧急数据在有效载荷中的偏移量，通过它就可以获取紧急数据。

但是只有紧急数据的起始地址，紧急数据有多长呢?

TCP允许插队，但不允许过度插队，紧急数据只占一个字节！以后可以在紧急数据中设置状态码（如终止连接、暂停上传等等）

在系统调用recv中，可以设置标志位MSG_OOB，来读取紧急数据。

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。 所以TCP使用拥塞控制来考虑网络的健康状况，一旦发送的报文大量丢失，则会被判定为网络拥塞。

大量报文丢失后，能不能直接重传呢？- - - 不能，因为可能会造成网络更加的拥堵！应该等一等

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。

此处引入一个拥塞窗口的概念，拥塞窗口是衡量网络拥堵的指标。

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 倍

滑动窗口 = min (拥塞窗口，对端接收缓冲区剩余空间的大小)

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 (指数级增长)。

可是为什么使用指数级增长呢？

指数增长的特点是：前期慢，后期快；既然前面慢速度发送的都没有问题，那就应该尽快进行网络的恢复。

但是，为了不增长的那么快，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

拥塞控制算法 = 慢启动 + 加法增大 + 乘法减小

可是这个拥塞窗口为什么一直在试探性的增大呢？

拥塞窗口是网络健康状况的评估值，网络的状况是一直在变化的，所以要反复的试探，尽量让下一次的阈值高一点。

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

接收端收到数据后，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(上层未取走刚接收到的报文)

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;

2.10 其它

2.10.1 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

具体传输的数据是什么，由上层解释。

2.10.2 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；那么就从缓冲区从头开始按固定大小依次读取即可;

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，如果还没有给上层交付数据，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

2.10.3 异常情况

进程终止：进程终止会释放文件描述符，仍然可以发送 FIN，和正常关闭没有什么区别
机器重启：和进程终止的情况相同.
机器掉电/网线断开：接收端认为连接还在，一旦接收端有写入操作，接收端发现连接已经不在了，就会进行 reset。即使没有写入操作， TCP 自己也内置了一个保活定时器，会定期询问对方是否还在，如果对方不在，也会把连接释放 - - - 连接保活机制。
应用层的某些协议，也有一些这样的检测机制。例如 HTTP 长连接中，也会定期检测对方的状态。例如 QQ在 QQ 断线之后，也会定期尝试重新连接

3. TCP/UDP 对比

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;

归根结底，TCP 和 UDP 都是程序员的工具，什么时机用，具体怎么用，还是要根据具体的需求场景去判定

基于 TCP 应用层协议

HTTP

HTTPS

SSH

Telnet

FTP

SMTP

用 UDP 实现可靠传输(经典面试题)

先根据应用场景，确定具体的应用需求，可靠性要保障到什么程度；再参考 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;

...