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UDP协议
UDP与TCP对比
- UDP 首部很小，只占 8B
- UDP 每次传输一个完整的报文，不支持报文自动拆分、重装
- UDP 是无连接的、不可靠的（可靠性可以交给应用层处理），也不支持拥塞控制
- UDP 支持一对一（封装成单播 IP 数据报）、一对多传输（封装成广播 / 多播 IP 数据报）
- TCP 首部更大，占 20~60B
- TCP 支持报文自动拆分、重装，因此可以传输长报文
- TCP 是有连接的、可靠的、支持拥塞控制
- TCP 仅支持一对一传输（因为通信双方的传输层必须先建立连接）
UDP数据报
UDP检验
将原始的 48bit 数据分成三组 16bit 的数据依次进行二进制加法（最高位产生的进位需要回卷），然后将得到的中间结果进行取反，所得到的就是校验和。并将校验和和原始数据组合在一起成为新的数据发送。
接收方对传输过来的数据进行验证，同样将数据拆分为 16bit 的数据进行二进制加法，如果加法结果不全是1，那么就说明发生了比特错误。
依此为基础，就可以理解UDP的检验
发送方的传输层
- 传输层的 UDP 协议在计算检验和之前，先添加伪首部
- 把伪首部、首部、数据部分以 16bit 为一组，进行二进制加法（最高位产生的进位需要回卷）
- 将最终的加法结果逐位取反，就得到 16bit 检验和，将其填入 UDP 首部
- 去掉伪首部，并将 UDP 数据报交给网络层，封装成 IP 数据报
接收方的传输层
- 网络层向传输层递交 UDP 数据报
- 传输层在 UDP 数据报之前，添加伪首部
- 把伪首部、UDP 首部、数据部分以 16bit 为一组，进行二进制加法（最高位产生的进位需要回卷）
- 如果加法结果为全 1，说明没有比特错误，于是接收该 UDP 数据报，并根据目的端口号，向应用层递交报文。如果加法结果不是全 1，说明有差错，于是丢弃该 UDP 数据报
TCP协议
工作流程
三大阶段:
- 建立连接（三次握手）
- 数据传输
- 释放连接（四次挥手）
- 每次建立TCP连接，双方可以传输多个报文
- TCP是面向字节流的，无论传输多少个报文，对于TCP协议来说都是一连串字节流
- 在 TCP 连接建立过程中，客户端和服务器会在 SYN 报文段中通过 TCP 选项字段携带自己期望的 MSS 值（Maximum Segment Size，最大段长），进行 MSS 的协商。但如果一方未在 SYN 报文中通告 MSS，那么另一方会使用默认值 536 字节（IPv4 最小安全值）。
TCP报文段
序号（seq）：标记数据部分的第一个字节在原始字节流中的位置
确认号（ack 或 ack_seq）：表示序号在该确认号之前的所有字节都已正确收到
ACK：ACK = 0时，ack_seq无效，ACK = 1时，ack_seq有效
数据偏移：TCP首部长度，以 ×4B 为单位
填充：凑足 4B 的整数倍
URG：URG = 1时，表示当前TCP报文段为紧急数据，应尽快插队
紧急指针：紧急数据专用序号
PSH：PSH = 1时，表示希望接受方尽快回复
SYN：同步位。当SYN = 1时表示这是一个连接请求或连接接受报文。只有握手1、2的SYN = 1，其他的阶段都为0
FIN：终止位（Finish），当FIN = 1时，表明此报文段的发送方数据已发送完毕，要求释放传输连接。只有挥手1、挥手3的FIN = 1，其他的阶段都为0
窗口（rwnd 或 rcvwnd）：16bit，表示接收窗口的大小。即从本报文段首部中的ack_seq算起，接收方还能接收多少数据
校验和：原理与UPD的校验和计算方式相似
连接管理具体流程
建立连接（三次握手）
- 握手1、2不携带数据，但还是要消耗一个序号。只有握手1、2的SYN = 1。只有握手1的ACK = 0
- 握手3可以携带数据。
- 如果握手3不携带数据，那么不消耗序号。
释放连接（四次挥手）
一开始数据传输是双向的，当客户进程A发出 挥手1 ，A-B 的数据传输通道就已经关闭了。但 B-A 的通道依然存在，因此 挥手2 依旧可以单向传输数据。当挥手3 发出，B-A的通道也关闭了，因此挥手4就不可以携带数据。
- 在 TCP 全过程中，只有挥手1、挥手3的 FIN=1
- 挥手1、挥手3即使不携带数据，也要消耗一个序号
- 挥手2可以携带数据
- 挥手4不可以携带数据
MSL（MAximum Segment Lifetime，最长报文短寿命），是由TCP协议规定的一个固定时间长度
为什么要服务器进程A要等待2MSL才会关闭连接？
因此网络是不稳定的，有可能挥手4的信息并没有传送到服务器进程B，这时候服务器进程B就会再次发送挥手3给服务器进程A，这是服务器进程A还在TIME-WAIT没有关闭，因此可以实现重发。如果重复收到了挥手3，那么计时器会重置。
TCP可靠传输与流量控制
序号
进程在建立连接时确定起始序号，数据传输过程中，每个字节对应一个序号
确认机制
- 累积确认规则：如果收到 ack_seq=n，说明序号在 n 之前的所有字节都已正确接收
- 返回 ACK 的时机 - 推迟确认：
-
- 推迟时间最多不能超过 0.5 秒（TCP 标准规定）
- 如果自己也有数据要传送给对方，立即返回 ACK 段，并 "捎带" 自己的数据
- 若连续收到两个长度为 MSS 的报文段，就应该立即返回 ACK 段
- 两种 ACK 段：
-
- 专门确认：一个 ACK 段只有 TCP 首部，而没有携带数据
- 捎带确认：一个 ACK 段顺道携带了数据，就是 "捎带确认"
重传机制
- 超时重传 ：每发出一个报文段，就设置一个计时器。若计时器到期还没收到确认，就重传这一报文段，并重设计时器
- 快重传（冗余 ACK）：
-
- 作用：让可能出错的报文段尽早重传，而不是非要等到超时再重传
- 配套机制：立即确认
-
-
- 每收到一个 TCP 报文段，就立即返回一个 ACK 段
- 即使收到一个失序报文段，也要立即返回 ACK 段（失序报文段会导致冗余 ACK）
-
-
- 当发送方连续收到三个确认号相同的冗余 ACK 时，就立即重传该确认号对应的报文段
TCP拥塞控制
流量控制：控制端到端的数据发送量，是局部的
拥塞控制：控制整个网络中每台主机的数据发送量，降低路由器负载，是全局的
如何判断网络拥塞？
- 发出的每个报文段，都能顺利地收到 ACK 确认 ------ 不拥塞
- 发出的报文段未能按时收到 ACK，引发超时重传 ------ 严重拥塞
- 收到冗余 ACK ，引发快重传 ------ 有点拥塞
如果检测到网络拥塞怎么办？
- 迅速减少发送的数据量
- 严重拥塞就迅速缩小拥塞窗口
- 有点拥塞就适当缩小拥塞窗口
算法
慢开始算法：cwnd 值从 1 开始，每收到一个 ACK，就让 cwnd+1（当 cwnd<ssthress 时适用）
拥塞避免算法：在一个 RTT 内，即使收到多个 ACK，也只能让 cwnd+1（当 cwnd≥ssthress 时适用）
当发生网络严重拥塞（超时重传）时，会适当改变门限ssthresh的值（ssthresh = cwnd / 2，但不能小于2），并将窗口改为1
慢开始算法：cwnd 值从 1 开始，每收到一个 ACK，就让 cwnd+1（当 cwnd<ssthress 时适用）
拥塞避免算法：在一个 RTT 内，即使收到多个 ACK，也只能让 cwnd+1（当 cwnd≥ssthress 时适用）
当发生网络拥塞（冗余ACK）时，会适当改变门限ssthresh的值（ssthresh = cwnd / 2，但不能小于2），适当的缩小拥塞窗口（cwnd /= 2）