TCP与UDP的理解

UDP协议

udp协议报头数据表格

UDP协议的特点

• 无连接
• 不可靠
• 面向数据报

UDP的应用以及杂项

• DNS域名解析
• DHCP动态主机配置协议
• TFTP简单文件传输协议
• SNMP简单网络管理协议
• UDP没有类似TCP那样的缓冲区，其在实现时将应用层数据拷贝到内核层后就直接发送了。

TCP协议

TCP报头表格

TCP协议段格式解释和TCP过程详解

确认应答机制 – 序号和确认序号以及6位标志位中的ACK

序列号： TCP对其数据帧中每一个字节的数据都做了一个编号，发送方用这些序号标记哪些数据发送出去。
确认序号： 接收方响应给发送方时，用确认序号告诉发送方，接收方寂静收到了确认序号之前的那些数据，这个确认序号就告诉发送方，下一个数据应该从哪个序号开始发送。
ACK： 确认序号标志位，当ACK=1时，确认序号有效，当ACK=0时，确认序号无效。
值得注意的是，确认应答要保证前面的数据发过去了，也就是收到了ACK，才会继续发下一次的数据。

问，为什么不只用一个序号就够了吗？为何还需要确认序号呢？
答：因为TCP的链接实际不分客户端服务端，建立了链接之后就是双向平等的，别忘了，上面Server短发回去的也是一个完整的TCP报文，那这个报文的是不是也有自己的数据呢，那么这份数据也是需要序号的，否则单独拿一个TCP报文来应答不是很低效吗。

超时重传机制

网络发送中，丢包显然是常见的事，那么对UDP而言，其不可靠性决定了丢包了UDP是不管的。而TCP保证可靠性，所以如果对于主机A发送的数据没有收到应答，那么A不会直接发送后续的数据，而是等着应答，但是不可能一直等待吧，万一B主机根本没有收到呢？所以就需要超时重传。这一个不受到之前发送数据的应答，就不发送之后的数据，这一特点既有好处又有坏处。

问：超时重传的时间应该如何确定？

• 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
• 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 与标志位SYN,FIN,ACK

建立连接:TCP三次握手

过程描述：
首先主机A向主机B发送连接请求SYN（同时携带有数据，所以自然也有序号seq，序号的事不再提及）此时主机B收到，这是第一次握手；
后向主机B发送响应ACK，同时也发送SYN请求A主机连接。当A主机收到，B的信息，这是第二次握手，此时A主机就认为连接已经建立好。
A主机建立好连接，并且发出响应给B主机，此时B主机收到ACK后，开始建立与A主机的连接。这是第三次握手。
许多教材或者网上甚至是AI都有对三次连接的生动形象的描述，此篇不多提及，来看看几个问题来帮助理解三次握手。

问：为什么建立连接需要三次握手，一次，两次，或者四次吗？
答：一次握手不行，为什么？因为如果一次连接就可以，那么势必导致服务器端也就是上述的主机B在接受连接时，处于一种容易被平白无故消耗资源的地位，只要由单个连接来，就建立，这显然效率十分低下，再者倘若如此，和UDP的无连接差距并不明显。
两次握手不行吗？不行，原因也很简单，一样的是对服务器端不公平，只要A主机发来请求，B主机就要建立连接，那么这容易造成资源浪费。你可能会说在第二次握手时客户端A就建立了连接，那不是对客户端不公平？但是时客户端发起的连接请求，所以客户端先建立连接是合理的。
那么四次呢？答案是可以的，但是没有必要，实际上理解三次握手就可以看作四次握手来理解。分别是A->B 的SYN，B->A 的ACK， B->A的 SYN ，A->B的ACK。那为什么是三次呢？原因是B给A的ACK和SYN一次就发送了。所以就是我们看到的三次握手了。

问：为什么要有这种握手SYN_ACK机制？
答：因为网络之中，无论怎么发送，AB主机通信，总是不能保证最新的那条消息对方收到了没。就如同QQ发消息一样（有些邮件类会显示对方已读，也就是对方未显示已读），对方没给你会消息，你就永远不知道对方看见你的上一条消息没，序号正好用来解决这个问题。同时这也是为什么建立连接时需要三次握手，我总要保证对方在线吧。

断开连接:TCP四次挥手
理解了上面的三次握手骂我们来看四次挥手：

过程描述：
主机A想主机B发送FIN的信号，告诉主机B要断开连接，B收到A的FIN信号，第一次次挥手；
这个时候主机B并没有类似与之前的三次握手那样就直接发送ACK和FIN信号，而是先回应客户端ACK信号之后，然后让A主机收到，这是第二次挥手；
接着过了CLOSE_WAIT过后呢，这个时候主机B再向主机A发送FIN信号，告诉主机B断开连接。这是第三次挥手；
接着主机A发送给主机B响应之后，主机B收到就断开连接。但是主机A需要等待TIME_WAIT时间（一般是2*MSL）
一样来解答几个关键问题。
问：如果你理解了我提出的三次握手，那么为什么是四次挥手也无需多言，思考以下为什么会呈现为四次挥手？因为CLOSE_WAIT需要等待一段时间。
为什么需要CLOSE_WAIT和TIME_WAIT这这两个等待时间呢？为什么不能直接和建立连接那样呢？
答：
TIME_WAIT的存在意义，1.TCP里面，规定TIME_WAIT是2个MSL(maximum segment lifetime),这个MSL指的是TCP报文最大生存时间，只要等待2MSL，2.就能保证传输或者发送的报文都在网络中消散干净，3.等待这么久，同时也使得对被动关闭方主机的ACK是否收到，如果没收到被动方也就是主机B可以再发一个FIN这样即使主机A的进程没了，但是连接还在久依旧能处理。试想以下如果没有这个，那么当服务器主动关闭后，就有可能再次收到之前进程的报文（而该报文大概率是错误的）。这里还值得一说的是，TCP的序号每次开始三次握手时会确定一个随机起始序号，也能一定程度上防止这种问题。
CLSOE_WAIT是用来干什么的呢？一般是表示有些数据呢，被动端还没有处理完毕，这个时候就会进行CLOSE_WAIT,一般来说CLOSE_WAIT状态时很短暂的。如果出现CLOSE_WAIT,大概率时没有正确关闭套接字，比如Svr没有去调用close久退出了进程。

滑动窗口与16位窗口大小

TCP常常说滑动窗口，那么什么是滑动窗口呢？用程序员比较熟悉的话说，就是在一段连续的数组空间就是滑动窗口，这个数据单个大小元素就是字节，而所谓的滑动窗口就是这段数组的部分区间。


由上述印象之后，我们来看几个问题。

为什么要搞滑动窗口？
因为TCP是确认应答机制，发一个字节需要确认之后再发送，不会显得效率很低吗？尤其是网络状况差时。TCP是要兼顾一定效率的。
通过发送滑动窗口区间的数据，就不需要确认应答，直接发送就行。收到最后部分数据，如上图的第9的那一部分发送后，接着发送下一部分。如果说中间有发送失败的，重发即可。

上述问题之后，我们考虑滑动窗口大小如何确定？滑动窗口发过去的数据如何确定顺序呢？如果确定发完了呢?
如何确定大小？三次握手的时候，彼此不都又SYN和ACK吗，这就是用 16位窗口大小 来确定彼此的滑动窗口的大小。如何确定顺序和这个窗口是否发完?毫无疑问就是序号，通过需要了确定这部分数据的顺序即可，这样就在接受缓冲区确定了数据顺序。最后一份数据的ACK就可以表示。

如过丢包了呢？数据包丢了如何，ACK响应丢了又如何？
如果是ACK丢包了，不影响，因为最后一份确认序号的ACK能表示之前的都收到了。如果是数据包呢？那么发送丢失的数据包的序列号请求即可，比如上述图的5号丢失，那么接收方只需要发送5的序号请求即可。

流量控制

对于TCP，我们知道是全双工的，同时也有一个滑动窗口，那么如果发送方嘎嘎发，导致接收方缓冲区满了怎么办？这种时候就需要流量控制。

• 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, 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

拥塞控制

虽然有了滑动窗口，但是依然不足以应对复杂的网络环境。倘若网上有大量主机在使用网络，而你又在嘎嘎发数据，网络情况不是变得更差？
因此就有了慢启动，快增长，快速重传
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

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

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;

捎带应答和面向字节流

捎带应答：每一份TCP报文既有确认序号，又有序号，也就是说既有收到的信息，也有发给对端的信息，这就是捎带应答，例如三次握手的第二次
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

TCP是面向字节流的，怎么分清楚数据与数据之间呢？
答案是明确两份数据之间的边界，例如基于此的http1.0，http1.1,http2.0等的应用层协议

TCP异常情况

进程终止/机器重启：也就是正常关闭，正常走流程
机器突然掉电/网线断开：那么接受端认为连接还在，一旦进行写操作就会发现，此时进行reset，也就是询问这个连接是否还在，需要重新建立或者断开

TCP特点

可靠性：

• 校验和
• 序列号
• 确认应答
• 超时重发
• 连接管理
• 流量控制
• 拥塞控制
  提高性能
• 滑动窗口
• 快速重传
• 延迟应答
• 捎带应答

TCP对比UDP

TCP不见得就比UDP好，很显然TCP为了可靠是付出了许多代价的。因此要根据场景来选择