端口号

标识了一个主机上进行通信的不同的应用程序（进程）

主机A收到一个报文，经过传输层的时候：

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

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

认识知名端口号

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

自己写一个程序使用端口号时, 要避开这些知名端口号

查看知名端口号
cat /etc/services

netstat 查看网络状态

netstat -nltp
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 [进程名] ： 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

UDP的特点(无连接、不可靠、面向数据报

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

仅负责 “将应用层数据封装成数据报，通过端口发送给目标，不维护连接状态，也不限制数据的发送 / 接收方向

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 本身支持全双工通信
全双工：通信双方可同时发送和接收数据（如电话通话，双方能同时说话、听对方说话）
半双工：通信双方不能同时发送数据，只能 “一方发、另一方收” 交替进行（如对讲机，按下按键说话时无法听，松开按键才能听）

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”)，对数据的传输进行一个详细的控制

TCP 通信的不同阶段（建立连接、正常数据通信、断开连接）都要发送 TCP 报文，且收到的 TCP 报文有不同 “类型”，不同类型决定接收方（图中以 “S” 指代）要执行不同动作
接收方通过 TCP 报头中的 6 个标志位来知晓报文类型，这些标志位的存在意义就是区分 TCP 报文的类型

TCP协议端格式

源/目的端口号: 表示数据是从哪个进程来, 到哪个进程去

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，(四位全为1)

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; 携带RST标识的称为复位报文段
SYN: 请求建立连接; 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 , 称携带FIN标识的为结束报文段

16位窗口大小:

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;

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;

报头和有效载荷如何分离？ 如何交付给上层？

分离：

当数据从下层（如传输层）传递到上层（应用层）时，下层协议（如 TCP）会先解析自己的报头，获取诸如端口号等控制信息，然后将报头之后的数据部分，也就是有效载荷，交付给上层应用层协议。应用层协议会根据自身的规则来处理这些有效载荷数据

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.
利用前面提到的序列号，, 就可以很容易做到去重的效果

超时的时间如何确定?

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 2500ms 后再进行重传.
如果仍然得不到应答, 等待 4500ms 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

TCP连接管理机制

TCP 三次握手建立连接的精妙之处：握手失败的连接成本嫁接在 Client 端”

当握手失败时（比如服务器没收到客户端的包，或客户端没收到服务器的回复），主要的 “成本”（如等待超时、资源消耗等）由客户端承担，原因如下：

1. 客户端是 “连接的发起方”，会主动启动握手流程。如果握手超时（比如服务器没响应，或响应丢包），客户端会负责 “超时检测”，并在超时后释放资源、终止等待
2. 服务器是 “被动接收方”，如果没收到客户端的有效请求，不会持续为这个 “失败的连接” 消耗过多资源（比如不会长时间保留半连接队列中的无效条目）。而客户端需要维持 “等待服务器响应” 的状态，直到超时，这个过程的资源消耗（如内存、线程调度等）就 “嫁接” 在客户端

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] 当服务器内核收到客户端发送的 SYN 报文段后，会先进行合法性检查，一旦监听到连接请求，就将该连接放入内核等待队列中，该队列通常被称为SYN 半连接队列，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：

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,

理解TIME_WAIT状态

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,会出现，
出现该报错的前提是：未手动设置端口可立马复用：

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

在 TCP 网络编程中，当服务器进程被终止（比如用 Ctrl - C）后，其占用的端口会进入 TIME_WAIT 状态（这是 TCP 连接关闭后的一种状态，用于确保网络中残留的数据包能被正确处理）。在 TIME_WAIT 状态结束前，该端口默认不能被立即重新绑定，就会出现 Address already in use 错误。

解决TIME_WAIT状态引起的bind error的方法

要设置端口可立即复用，需要在调用 bind 函数之前，对套接字（socket）设置 SO_REUSEADDR 选项
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

// 设置 SO_REUSEADDR 选项，允许端口复用
    int opt = 1;
    if (setsockopt(server_sock, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, &opt, sizeof(opt)) == -1) {
        perror("setsockopt failed");
        close(server_sock);
        exit(1);
    }

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.
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
以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看msl的值：
ubuntu：60s

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);

理解 CLOSE_WAIT 状态：

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. 只需要加上对应的 close 即可解决问题

滑动窗口

对每一个发送的数据段, 都要给一个ACK确认应答. 收到ACK后再发送下一个数据段，这样做有一个比较大的缺点, 就是性能较差

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)

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 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;

滑动窗口的丢包重传

情况一: 数据包已经抵达, ACK被丢了

部分ACK丢了并不要紧, 因为可以通过后续的ACK进行确认

情况二: 数据包就直接丢了.

快重传机制：
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

滑动窗口窗口大小的动态变化

1. 窗口的 “移动方向”
   滑动窗口通常是从左向右滑动（因为数组 / 序列的遍历一般从左到右）。但 “左边界移动”“右边界移动” 是核心操作：
   右边界移动：往往用于 “扩展窗口”，尝试包含更多元素，探索符合条件的区间
   左边界移动：往往用于 “收缩窗口”，当窗口满足某些条件（如和过大、包含重复元素等）时，左边界右移，缩小窗口范围
2. 窗口大小的变化
   窗口大小 = 右边界索引 - 左边界索引 + 1（假设索引从 0 开始），所以大小会动态变化：
   当只有右边界右移，左边界不动：窗口大小变大（因为右边界扩展，包含了更多元素）
   当只有左边界右移，右边界不动：窗口大小变小（因为左边界收缩，排除了部分元素）
   当左右边界同时移动：大小变化取决于 “左移幅度” 和 “右移幅度” 的相对关系：
   若右移幅度 ＞ 左移幅度：窗口大小变大（整体还是在扩展）
   若右移幅度 ＜ 左移幅度：窗口大小变小（整体还是在收缩）
3. 窗口大小会 “为 0” 吗？
   通常不会。因为窗口有效的前提是 “左边界 ≤ 右边界”（否则窗口无元素）。当左边界即将超过右边界时，算法会通过 “移动右边界” 或 “终止逻辑” 来保证窗口至少包含 1 个元素（除非问题本身允许空窗口，但这类场景极少）

简单总结：滑动窗口在左右边界的动态移动中，大小会 “变大 / 变小 / 不变”，且一般不会出现 “大小为 0” 的无效窗口

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 即：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? 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?
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有了滑动窗口, 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.

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;

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.

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, 仅仅是触发超时重传; 大量的丢包, 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

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

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;

TCP粘包(应用层的数据包)问题

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.

如何避免粘包问题呢? 明确两个包之间的边界.

1. 对于定长的包, 保证每次都按固定大小读取即可; 例如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;
2. 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;
3. 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
, 会定期询问对方是否还在 使没有写入操作 . 如果对方不在 , TCP自己也内置了一个保活定时器 , 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

为什么TCP这么复杂? 因为要保证可靠性, 同时又尽可能的提高性能.

1. 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
2. 提高性能:
   滑动窗口
   快速重传
   延迟应答
   捎带应答
3. 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)

也包括自己写TCP程序时自定义的应用层协议;

TCP/UDP对比

TCP是可靠连接, 那么是不是TCP一定就优于UDP呢? TCP和UDP之间的优点和缺点, 不能简单, 绝对的进行比较

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;

TCP和UDP都是程序员的工具, 什么时机用, 具体怎么用, 还是要根据具体的需求场景去判定.

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;

理解 listen 的第二个参数

对于服务器, listen 的第二个参数设置为 2, 并且不调用 accept

启动 3 个客户端同时连接服务器, 用 netstat 查看服务器状态, 一切正常.
但是启动第四个客户端时, 发现服务器对于第四个连接的状态存在问题了

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, 是 listen 的第二个参数 + 1.