传输层协议（TCP/UDP协议）

全文目录

端口号
端口号范围划分

传输层
UDP协议
特点
基于UDP的应用层协议

TCP协议
确认应答机制（可靠性）
延迟应答机制
超时重传机制
流量控制
连接管理机制
TIME_WAIT 状态
CLOSE_WAIT 状态
拥塞控制
滑动窗口

TCP、UDP对比
TCP的listen第二个参数

端口号

在套接字中已经见过了端口号： $I P 地址 + 端口号$ 来指定唯一主机上的唯一进程。

在 $TCP / I P$ 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。

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端口号范围划分

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

可以在/etc/services中查看这些固定的端口号。

传输层

在套接字编程中，使用的一系列发送读取接口都不是直接在网络中进行收发，而是将数据拷贝到内核缓冲区，或者从内核缓冲区中拷贝数据。至于内核缓冲区中的数据何时发送给对方就是由内核决定。但是如何发送就是由传输层协议决定的。

UPD/TCP 就是传输层的协议。

UDP协议

UDP协议段格式：

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16位UDP长度，表示整个数据报(UDP首部+UDP数据)的最大长度;

首部的长度是固定的，所以可以直接通过偏移量来定位数据的位置
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;

如果校验和出错，就会直接丢弃；

UDP的报头可以通过结构体位段来表示：

struct udp_head
{
	uint32_t src_port:16;
	uint32_t dst_port:16;
	uint32_t udp_len:16;
	uint32_t udp_check:16;
}

那么该报头就可以被看做一个对象，整个UDP协议段就可以看作是：struct udp_head + data的数据段。

特点

类似于寄信，不需要建立联系：

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;

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

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(Transmission Control Protocol”)，也就是对数据的传输有严格的控制

TCP协议段格式：

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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：数据传输位置与确认。
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

因为报头最少都是固定的20字节，所以该数据的大小为： $[5, 15]$

6位标志位，表示该报文的属性：
- URG: 紧急指针是否有效
- ACK: 确认号是否有效，基本上的TCP报文都会带上这个标志位
- 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：表示自身的接受缓冲区的剩余大小
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。
0 - 40字节头部选项: 暂时忽略;

TCP中有自己的发送缓冲区和接受缓冲区，所以具备 全双工 的能力。TCP对发送缓冲区中的每个字节的数据都进行了编号：
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确认应答机制（可靠性）

两台主机进行通信，想要确认对方收到了自己发送的信息，就需要收到对方的应答。

在TCP中对已经收到的数据进行应答就叫做确认应答机制：

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TCP接受的数据会按照报文中的序号排序
确认序号表示：确认序号之前的数据已经全部收到
允许丢失一部分的应答，或者不应答
因为是全双工，所以在应答的同时也可以夹带新的数据 —— 也叫捎带应答

延迟应答机制

接收数据的主机不会直接进行应答，如果直接进行应答，那么发送的窗口大小肯定小，下一次发送的数据量也就小。对于传输速率不是很友好，所以接收端可能会先将接收到的数据处理完，再做ACK 应答，这样窗口大小就会变大，这叫做延迟应答机制

但是也不是所有的数据包都会做延迟应答：

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;

超时重传机制

当数据发送后，没有收到对方的应答，就会触发超时重传机制。可能有两种情况：

发送的数据丢包了
对方发送的ACK丢失了

这个情况可能连续丢失ACK，导致接受方收到大量的重复数据。此时TCP就可以通过序号来讲重复的报文丢弃，达到去重的效果

超时的时间设定问题：

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.

流量控制

两台主机进行通信，就要考虑到双方的接收能力和发送能力。发送的太慢了，影响通信速度，发送太快了，接收方可能接受不了那么多的数据，导致数据丢失等问题。

因此TCP会根据接受端的接收能力来决定发送多少数据，这个机制就叫做流量控制(Flow Control)

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.

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16位数字最大表示65535，所以一般来说窗口大小最大就是65535字节。但是在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。

连接管理机制

连接的本质： 内核中的一种数据结构，建立连接的过程就是创建对应的对象，内核肯定要将这些连接管理起来，就需要通过另一种数据结构组织起来。这也就意味着维护连接是需要成本的。

如果在server中连接了大量的client，就意味着要很高的的成本。

在TCP中需要经过三次握手建立连接，四次挥手断开连接：

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服务端状态转换：

[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.

客户端状态转换：

[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.

TCP状态汇总：

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为什么要进行三次握手：

server可以嫁接同等成本给client，减少被SYN洪水攻击的可能性
验证全双工

TIME_WAIT 状态

主动关闭连接的一方发送完最后一个ACK后，会进入TIME_WAIT 状态，等待两个 $MS L (ma x im u m se g m e n tl i f e t im e)$ 的时间后才能回到 CLOSED 状态。

MSL表示最长报文生存时间，

2 * MSL 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);

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;

这也是为什么主动关闭服务端之后，会有一段时间不能重新通过同一个端口启动服务端的原因，解决方案：

对listen套接字设置一下参数。
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CLOSE_WAIT 状态

server没有正确关闭对应的 socket 就回一直在 CLOSE_WAIT 状态，所以当系统中出现了大量的 CLOSE_WAIT 状态，就需要检查代码中的 socket 有没有正确关闭。

拥塞控制

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。

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拥塞窗口：与主机窗口大小共同控制最大传输量（取两者较小值）。

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, 拥塞窗口翻倍增长;
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;
拥塞窗口会有一个阈值，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

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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;

滑动窗口

如果发送与应答需要一个一个关联起来的话，效率会很低

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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).

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滑动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。

$滑动窗口大小 = min (拥塞窗口大小， 16 位窗口大小）$

窗口越大表示网络吞吐量越大

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当收到ACK之后窗口会向后移动，继续发送后面的数据。同时OS也会在发送缓冲区中将数据的发送接收情况维护起来，只有收到应答的数据才会冲缓冲区中丢弃。

当大量发送数据时，就会发生丢包，这里的分两种情况：

数据包已经抵达, ACK丢了.

这种情况可以通过后续的ACK来进行确认。

数据包丢了

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这时会触发快重传机制（高速重发机制）

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;
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;