计算机网络基础（传输层，TCP/IP，UDP协议理解）

传输层

• 负责数据能够从发送端传输接收端.

端口号

• 端口号(Port)标识了一个主机上进行通信的不同的应用程序;
• 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);

端口号范围划分

• 运输层的端口号分为服务器端使用的端口号和客户端使用的端口号
• 服务器端使用的端口号又分为熟知端口号（系统端口号）和登记端口号
• 熟知端口号，数值为0~1023, 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.
• 登记端口号，数值为1024~49151，这类端口号是为没有熟知端口号的应用程序使用的。使用这类端口号必须在IANA按照规定的手续登记，以防止重复
• 客户端使用的端口号（短暂端口号），数值为49152~65535: 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.

熟知端口号
有些服务器是非常常用的, 为了使用方便, 人们约定一些常用的服务器, 都是用以下这些固定的端口号:

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

UDP协议

UDP协议端格式

• 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;

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

• 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

TCP协议

• TCP全称为 "传输控制协议. 人如其名, 要对数据的传输进行一个详细的控制;

TCP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：TCP是面向字节流的。在一个TCP连接中传送的字节流中的每一个字节都按顺序编号。首部中的序号字段值则指的是本报文段所发送的数据的第一个字节的序号。例如，一报文段的序号字段值是301,而携带的数据共有100 字节。这就表明：本报文段的数据的第一个字节的序号是301,最后一个字节的序号是 400。显然，下一个报文段(如果还有的话)的数据序号应当从401开始，即下一个报文段的序号字段值应为401。这个字段的名称也叫做“报文段序号”
• 32位确认号: 是期望收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号。例如，B正确收到了A发送过来的一个报文段，其序号字段值是501,而数据长度是200字节 (序号501~700),这表明B正确收到了A发送的到序号700为止的数据。因此，B期望 收到A的下一个数据序号是701,于是B在发送给A的确认报文段中把确认号置为701。 若确认号=N,则表明：到序号N-1为止的所有数据都已正确收到
• 数据偏移 占4位，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: 窗口值是[0,2 ^16-1]之间的整数。窗口指的是发送本报文段一方的接收窗口(而不是自己的发送窗口)。窗口值告诉对方：从本报文段首部中的确认号算起，接收方目前允许对方发送的数据量(以字节为单位)。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。总之，窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。
• 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;
• 选项: 长度可变，最长可达40字节，当没有使用“选项”时，TCP的首部长度是20字节

确认应答(ACK)机制

• TCP将每个字节的数据都进行了编号. 即为序列号.
• 每一个ACK都带有对应的确认序列号, 意思是告诉发送者, 我已经收到了哪些数据; 下一次你从哪里开始发.

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.
• 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

• 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

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.

TCP状态转换的一个汇总:

• 粗实线箭头表示对客户进程的正常变迁。
• 粗虚线箭头表示对服务器进程的正常变迁。
• 另一种细线箭头表示异常变迁。

理解TIME_WAIT状态

• 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：bind时会出错。

• 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的时间后才能回到CLOSED状态.
  • 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;

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

• 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

理解 CLOSE_WAIT 状态

• 我们将TCP服务器代码中的sock.Close()；删掉，编译运行服务器. 启动客户端链接, 查看 TCP 状态, 客户端服务器都为 ESTABLELISHED 状态.
• 然后我们关闭客户端程序, 观察 TCP 状态，此时服务器进入了 CLOSE_WAIT 状态, 结合四次挥手的流程图, 可以认为四次挥手没有正确完成.
• 对于服务器上出现大量的 CLOSE_WAIT 状态, 原因就是服务器没有正确的关闭 socket, 导致四次挥手没有正确完成.

滑动窗口

• 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;

此时丢包重传分为两种：

1.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;

2.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;
• 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”).

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. 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, 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

• TCP首部中, 有一个16位窗口字段, 就是存放了窗口大小信息;
• 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

• 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.

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;
• 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

• 很多情况下, 客户端服务器在应用层也是 “一发一收” 的，那么这个时候ACK就可以搭顺风车, 和服务器回应的一起回给客户端

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

• “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? ->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; 是固定大小的, 那么就从缓冲区从头开始按sizeof(XXX)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);

• 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.

TCP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.

TCP小结

• 可靠性:

  • 校验和
  • 序列号(按序到达)
  • 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

• 其他:

  • 定时器(超时重传定时器, 保活定时器, TIME_WAIT定时器等)

基于TCP应用层协议

• HTTP
• HTTPS
• SSH
• Telnet
• FTP
• SMTP

TCP/UDP对比

• 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;

如何用UDP实现可靠传输

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;

思考

一个进程是否可以bind多个端口号?

• 可以。因为一个进程可以打开多个文件描述符，而每个文件描述符都对应一个端口号，所以一个进程可以绑定多个端口号。

一个端口号是否可以被多个进程bind?

• 不可以。