TCP和UDP协议

目录

• UDP和TCP协议
• • 1.UDP协议
  • • [1.1 再看端口号](#1.1 再看端口号)
    • [1.2 UDP协议端格式](#1.2 UDP协议端格式)
    • 1.3UPD协议特点
  • 2.TCP协议
  • • 2.1TCP协议段格式
    • 2.2确认应答机制
    • 2.3流量控制
    • 2.4TCP报头的6个标记位
    • 2.5超时重传机制
    • 2.6连接管理机制
    • • **理解TIME_WAIT状态**
      • [**解决TIME_WAIT状态引起的bind 失败的方法**](#解决TIME_WAIT状态引起的bind 失败的方法)
    • 2.7滑动窗口
    • 2.8拥塞控制
    • 2.9延迟应答
    • 2.10捎带应答
    • 2.11面向字节流
    • 2.12粘包问题
    • 2.13TCP异常情况
    • 2.14用UDP实现可靠传输(经典面试题)
    • 2.15理解listen的第二个参数

UDP和TCP协议

1.UDP协议

1.1 再看端口号

一些端口号的基础知识就不再赘述，这里了解一下五元组

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(可以通过netstat -n查看);

两个问题

• 一个进程可以绑定多个端口号吗？
• 一个端口号可以绑定多个进程吗？

答案：数据是自下而上传输的，必须保证端口号到进程的唯一性。因此一个端口号不能绑定多个进程，但是一个进程可以绑定多个端口号。【比如一个服务的一个端口负责接受信息，一个端口负责发送信息】

netstat

netstat是一个用来查看网络状态的重要工具.

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

1.2 UDP协议端格式

如图所示：

这里的四个16位长度的数据就是udp报头(定长报头)，一共8字节。

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;

其实报头就是所谓的结构化的数据类型，报头内的数据信息，也是一个个数据类型或字段，给报头添加信息也就是给其属性设置信息

1.3UPD协议特点

UDP的特点

UDP传输的过程类似于寄信.

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;

面向数据报: 不能够灵活的控制读写数据的次数和数量;

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:

如果发送端调用一次sendto, 发送100个字节, 那么接收端也必须调用对应的一次recvfrom, 接收100个字节; 而不能循环调用10次recvfrom, 每次接收10个字节;

UDP的缓冲区

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

UDP使用注意事项

我们注意到, 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

当然, 也包括自己写UDP程序时自定义的应用层协议

2.TCP协议

为什么说TCP是传输控制协议，因为当应用层把数据交给发送/接收缓冲区的时候，数据什么时候传输，就完全由TCP协议来控制了。所以叫做控制传输协议

【关于发送缓冲区和接收缓冲区的知识，之前已经讲过，不记得要去复习，这里放一张图片】

关于TCP协议的学习，要知晓下面四个问题：

• tcp的报头里没有带有效载荷的长度，为什么？

这是因为tcp是面向字节流的，哪怕一次没有发完，后面接上也能形成一份完整的报文。

• 还有一个需要注意的问题，如何封装解包和分用？

封装解包很简单，有报头在，就做得到，这里的分用要注意一下是怎么实现的，分用是因为知道了目的端口号，这样就可以找到应用层的进程，数据就能够交付给进程

• 这里还有一个问题需要理解，那就是------收到一个报文的时候，是如何找到曾经bind特定port的进程的？网络协议栈和文件是什么关系？

要知道如何找到这个bind的特定port的进程，就要知道在linux系统层面上是怎么做的，要找到进程，就要找到进程的pcb，因此实际上，为了快速的找到进程，其实是将pcb的信息装进了一个哈希表，然后要找一个端口号的时候就能直接映射到响应的进程，就找到了该进程

而网络协议栈和文件之间的关系其实就是交互关系，我们知道所有PCB都有自己的文件描述符数组(files_struct)，上层找到了进程就能找到文件描述符，就能通过文件描述符找到文件(struct file)，并进行数据的读写，而文件是有自己读写缓冲区的，下层的协议因为知道目的端口号，就能找到目的进程，就能找到文件，就能将数据放到文件的读写缓冲区。进行数据的交互。【注意，这里只是简单的理解，实际上的操作远远比这个复杂】

• tcp的报头如何理解？

是报头就是数据类型，那就有字段/属性，那就可以定义变量，变量本身就是报头。和udp等协议的报头都是一样的。

• tcp为何拥有可靠性？能否保证100%的可靠性？

这是因为tcp拥有确认应答机制，即发出的数据，需要对方返回应答，这样就能确认对方收到了发送的数据。这样就避免了重发漏发等情况的发生。

但即使是tcp也无法保证100%的可靠性，因为最先发出的数据，在没收到应答之前，是无法确认对方是否收到的，这一份数据就不具备可靠性。

2.1TCP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:

URG: 紧急指针是否有效

ACK: 确认号是否有效

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

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

• 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;

2.2确认应答机制

为什么确认应答永远是最后一个数据编号+1呢，这是为了能够给发送方一个应答------即钱1000份的数据我都接受到了，接下来可以发第1001份数据

既然如此，为什么在tcp的报头里需要两份序列号呢？------这是因为要满足全双工，对方发消息的同时，我也能发消息，因此需要两对序列号来进行配对

2.3流量控制

在tcp报头中，有一个字段是16位窗口大小，有什么用呢？------是用来进行流量控制的

下面讲述这个流量控制是什么意思

在tcp协议中，发送数据时既不能太快也不能太慢，那如何确认发送的速度呢？这就需要接收方给到发送方其缓冲区的剩余空间。那这个要怎么实现呢，就是通过构建tcp报头，然后降自己的剩余缓冲区大小填入，然后发送给对方，这样对方就能够控制自己数据的发送速度，从而实现流量控制

除了上述的方法，还有一个方法也是用于流量控制的------窗口探测包【实际上，16窗口和窗口探测包是同时进行的，谁先到处理谁】

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;

2.4TCP报头的6个标记位

首先我们要知道为什么会有6个标记位？------因为tcp服务器是时时刻刻都在接受不同的tcp报文的，每个报文的请求类型可能不同，有些是建立链接，有些是数据传输等，因此服务器需要根据不同的tcp报文类型，来做出不同的应对。而tcp服务器如何区别不同的报文类型，就是通过标记位来实现的。

具体每个标记位有什么用上面也有讲到，这里在贴一次

URG: 紧急指针是否有效

这个URG指针主要是为了标记需要被特殊对待，尽快读取的数据，因为总有一些数据是需要紧急处理的，那这个数据在哪里就需要通过紧急指针来紧急数据在有效载荷中的位置【这种情况其实用到的很少】

ACK: 确认号是否有效

PSH: 提示接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走【因为缓冲区满了】

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

【这种情况是单方面一方出现了链接问题，而导致双方链接情况不一致，这个时候就会发RST让另一方重新建立链接】

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

2.5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.

2.6连接管理机制

客户端和服务端在tcp中想要通信，要先通过三次握手来建立请求。

这里可以思考一下为什么不是一次握手，两次握手，四次握手，偏偏是三次握手呢？

其实是因为，在一次握手和两次握手的时候，往往意味着，很容易就和服务器建立链接，因为客户端只需要发一次tcp报文，将SYN标记为1，就可以与服务器建立链接，这样会有一个问题，那就是一台主机就可以不断地和服务器建立链接，产生SYN洪水。【即单主机就可以对服务器发起攻击】

那为什么是三次握手呢？

有两个显而易见的好处：

1. 以最小的成本验证全双工通信是通畅的【客户端能验证我发的你能收到，服务端也能验证我发的你能收到】
2. 三次握手就能有效防止单机对服务器进行攻击【注意，防止服务器被攻击，不是tcp握手机制要解决的问题，tcp握手只负责建立通信链接】

并不是三次握手就能解决服务器被攻击的问题，只是这样就比一二次握手共计起来的难度要大一点，要攻击目前的tcp协议下的服务器，需要多主机同时发起链接请求**，即ddos攻击------数量很多的肉鸡同时向服务器发起链接请求，消耗服务器资源，导致正常客户无法与服务器建立连接**

那为什么不是四次握手呢？------因为三次已经满足需求了，多次反而浪费资源

tcp中，服务端和客户端要读拿开链接必须要通过四次挥手来断开

为什么是四次挥手？------因为tcp是全双工的，要保证双方都不能给对方发消息也不能收到对方的消息，就需要双方都通知对方要断开连接，也要双方都给出ack应答【注意，这里的不发消息指的是不发用户数据了】

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.

【主动发起断开的一方必须要维持2MSL时间的TIME_WAIT状态。这个等待是为了， 保证最后发出的ACK尽可能的被对方接受到。并且保证滞留报文的在网络的消散】

下图是TCP状态转换的一个汇总:

• 较粗的虚线表示服务端的状态变化情况;

• 较粗的实线表示客户端的状态变化情况;

• CLOSED是一个假想的起始点, 不是真实状态;

理解TIME_WAIT状态

现在做一个测试,首先启动server,然后启动client,然后用Ctrl-C使server终止,这时马上再运行server, 结果是:

这是因为,虽然server的应用程序终止了,但TCP协议层的连接并没有完全断开,因此不能再次监听同样的server端口.

我们用netstat命令查看一下

• TCP协议规定,主动关闭连接的一方要处于TIME_ WAIT状态,等待两个MSL(maximum segment lifetime)的时间后才能回到CLOSED状态.

• 我们使用Ctrl-C终止了server, 所以server是主动关闭连接的一方, 在TIME_WAIT期间仍然不能再次监听同样的server端口;

• MSL在RFC1122中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在Centos7上默认配置的值是60s;

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

想一想, 为什么是TIME_WAIT的时间是2MSL?

• MSL是TCP报文的最大生存时间, 因此TIME_WAIT持续存在2MSL的话，就能保证在两个传输方向上的尚未被接收或迟到的报文段都已经消失(否则服务器立刻重启, 可能会收到来自上一个进程的迟到的数据, 但是这种数据很可能是错误的);

• 同时也是在理论上保证最后一个报文可靠到达(假设最后一个ACK丢失, 那么服务器会再重发一个FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是TCP连接还在, 仍然可以重发LAST_ACK);

解决TIME_WAIT状态引起的bind 失败的方法

在server的TCP连接没有完全断开之前不允许重新监听, 某些情况下可能是不合理的。

比如618，大量的用户与服务器建立链接，如果服务器此时由于链接数量过多崩了，由于是服务器主动断开，因此，所有的链接都变成TIME_WAIT状态，重启后还得等待，不然服务器打不开，bind失败。那60s(2MSL)下来要损失多少钱

因此使用setsockopt()设置socket描述符的选项SO_REUSEADDR为1, 表示允许创建端口号相同但IP地址不同的多个socket描述符

2.7滑动窗口

实际上tcp协议之间发送数据是发送大量数据【在握手的时候就将双方的缓冲区大小通过16位窗口交换了】

但是发送完之后，如果对方的缓冲区大小减小了，那相应地发送方也需要减少发送的数据，那如何减少呢？------就由滑动窗口来解决

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;

滑动窗口的本要解决这些问题，我们得先知道滑动窗口的本质是什么？------其实就是一个数据结构，即字符数组。滑动窗口其实就是发送缓冲区的一部分！

但是关于滑动窗口，这里有几个问题

1. 滑动窗口只能向右滑动吗

一定不往左，可能向右，也可能不动。【因为如果对方一直不拿走接收缓冲区内的数据，那滑动窗口就无法移动】

2. 滑动窗口的大小是固定不变的吗，如果会变，那依据是什么？

会变，依据是对方反映过来的滑动窗口的大小。如果对方缓冲区变小/变大，那滑动窗口也响应的变小/变大，将指向首尾的两个指针+±-就行了。

3. 如果接收到的序列号不在窗口最左侧，而在中间，或者右侧怎么办？

不需要担心这个问题，因为tcp所有的数据都有序列号，如果发出的数据丢包了（1.没收到应答，2.数据丢失，对方没接到），那对方发回来的序列号一定是窗口内部的（因为序列号的定义就是ACK X+1，的X+1之前的所有数据都接收到了）。因此返回的序列号不可能在窗口最左侧的更左，最多就是最左侧，那说明第一份数据就丢包了。返回的序列号如果在中间或右侧，就调整窗口下标就行了

4. 如果向后滑动，空间不够了怎么办？

不会出现这个问题，因为滑动窗口被内核组织成为了环形结构！

5. 滑动窗口的大小在一开始的时候是怎么设定的？

是根据一开始握手时就交换的tcp报头中的16位窗口大小以及拥塞窗口的大小决定的。

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.

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;

此处引入一个概念程为拥塞窗口

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.

TCP拥塞控制这样的过程, 就好像人际交往的感觉

2.9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;

2.10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

2.11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;

2.12粘包问题

由于tcp是面向字节流的，因此，tcp并不能保证应用层收到的数据是一份完整的报文，而一旦没收到一份完整的报文，比如收了一部分内容，或者收多了，这个都叫粘包问题。【一旦出现粘包问题，那应用层就无法准确的反序列化，无法正常的反序列化，就无法正常的提取数据来进行业务处理】

注意：这个粘包问题是应用层要解决的问题！

具体来说：

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);

注意: 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.

2.13TCP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.

• 另外, 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.-

2.14用UDP实现可靠传输(经典面试题)

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;

...

2.15理解listen的第二个参数

第二个参数就是------设置全连接队列的长度值！【本质就是一个短暂的缓冲区，给服务器设置的一个"排队"队列，随时可以被服务器调取】

客户端状态正常, 但是服务器端出现了 SYN_RECV 状态, 而不是 ESTABLISHED 状态

这是因为, Linux内核协议栈为一个tcp连接管理使用两个队列:

1. 半链接队列（用来保存处于SYN_SENT和SYN_RECV状态的请求）

2. 全连接队列（accpetd队列）（用来保存处于established状态，但是应用层没有调用accept取走的请求）

而全连接队列的长度会受到 listen 第二个参数的影响.

全连接队列满了的时候, 就无法继续让当前连接的状态进入 established 状态了

这个队列的长度通过上述实验可知, 是 listen 的第二个参数 + 1.