传输层上的两个重要协议

UDP：用户报文协议

TCP：传输控制协议

相同点：都是传输层协议，都需要实现进程to进程的通信

差异点：UDP没有做任何处理，保持网络原生态（不可靠）

TCP做了一定的传输控制，是的通信变得可靠

UDP：不可靠，无连接，面向数据报文的一种协议

TCP：可靠，有连接、面向字节流的一种协议（站在应用层视角）

网络层主要是IP协议

网络层（IP）上一个重要的概念：IP地址 127.0.0.1(本机环回地址)，代表“本机”

传输层（TCP/UDP）上的重要概念：端口（port）0 - 65535的一个16位无符号整数

端口：进程之间的联系一个端口只能属于一个进程/一个进程可以拥有多个端口

IP地址（双方） + 端口（双方） + 传输层协议 = 五元组信息

通过五元组可以唯一确定网络上的一条通信线路

套接字（Socket）

站在应用层，做网络编程很重要的概念。

类似插口，应用层以下都是由OS + 硬件提供的，应用层要享受OS提供的网络服务，需要通过OS提供的服务窗口（Socket）来享受服务

网络部分的代码经常不知道走到哪停止了，有两种方法：

调试和增加日志（就是打印，多添加一个当前时间的打印）

class LocalDataTime 本地日期时间

Date：日期年月日

Time：时间时分秒

重要协议

TCP、UDP、IP协议

应用层：DNS、HTTP、HTTPS

传输层：UDP、TCP 在主机可以和主机通信的前提下，让进程可以和进程通信

网络层：IP 在LAN内部主机可以和主机通信的前提下，实现跨LAN主机to主机通信

数据链路层：ARP 在物理介质连通的前提下，实现LAN 主机 to 主机通信

物理层纯物理介质通讯问题

传输层 TCP

目标：process to process；保证可靠性，不是保证安全性

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/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；

TCP原理

TCP对数据传输提供的管控机制，主要体现在两个方面：安全和效率。
这些机制和多线程的设计原则类似：保证数据传输安全的前提下，尽可能的提高传输效率。

确认应答机制

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。

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。

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

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；

三次握手：

为什么要有握手阶段（同步阶段）：为了可靠性，确保对方在线 && 需要给对方一些基本信息
为什么标志位叫做syn：是同步synchronize的缩写
为什么是三次握手：逻辑上是四次，合并为三次，第二次的syn和ack是同步发送的。
三次握手过程中的双方：主动连接方、被动连接方
三次握手过程中的标志位变化：syn\syn + ack\ack
三次握手过程中携带数据情况：不能、不能、允许
三次握手过程中的SN/ASN变化：a 0 / b a + 1 / a + 1 b + 1
三次握手过程中双方的状态变化过程：
1. 为什么要有状态
2. 学会阅读状态转移图
3. 状态变化和外部事件的关系

四次挥手：

CLOSE_WAIT状态发生在被动方，出现的情况是：单方面”分手“（对方请求断开连接，我还没断开连接。

现象：服务器上出现大量的CLOSE_WAIT状态的TCP连接，请问这种现象是否合理？如果合理，说明理由？

答案：不确定是否合理，单纯这个现象无法断言是否是正常的。

因为如果我们的程序设计时，会出现比较长时间的单方面关闭的情况时，出现大量CLOSE_WAIT是合理现象。

但如果我们没有这种设计，则不合理，可能的原因是我们这一侧忘记调用socket.close()

TIME_WAIT状态发生在主动方，出现的情况是挥手已经结束了。

为什么挥手结束了还要有这个状态时间而不是直接进入CLOSE状态？

因为有两个原因：

不保证被动挥手方能收到最后一个ack，如果对面没收到，被动挥手方需要重发fin，为了避免不知道收到fin是怎么回事，所以不能直接释放连接。
如果不经过TIME_WAIT的时间直接释放，会被五元组立即分配出去，但是如果此时收到了一个数据，可能是之间网络传输比较满的数据刚到，无法确定是谁的。

为什么TIME_WAIT时间是2MSL？

MSL代表一个Segment能在网上活着的最大时间。

2*MSL时间过去之后，一个来回都够了，

说明：

对方一定是最后一个ack（即使对方没有收到，在发送的fin我们也没有收到，说明网络出问题）
网络上肯定没有发送给甲的segment了，所以收到的segment一定是给乙的

现象：服务器上有大量的TIME_WAIT状态 TCP连接，是否合理？

理论上来讲，确实是合理的。从标准上来讲，没有任何的问题，我们的代码正常的关闭了连接。但实践上来讲不太合理。

因为维护连接是有成本的（最主要的成本就是内存）

对于客户端和服务器来说，服务器身上的连接有很多，所以，做网络编程设计的时候，不建议服务器去主动关闭连接（特殊情况该主动还是要主动）

对于TCP的异常情况：

如果甲和乙保持连接状态

如果进甲的任务管理器直接杀掉甲进程，连接命运如何？

看起来没执行close，但是进程中所有资源都是OS给的，所以，OS也会走进程序资源释放流程，将TCP连接正常关闭。所以看起来这个连接就是甲为主动关闭，正常四次挥手。
如果重启电脑或点击关机，同样是执行OS的逻辑，还是甲正常四次挥手。
如果直接对甲拔电源，OS作为软件，软件就是程序 + 指令，不能正常执行，所以连接命运需要分开讨论。

甲主机上连接的命运是，俩捏知识逻辑上的概念，表现在实现中，只是内存中的一段数据。电断之后，内存中的数据就没了，连接就突然消失了，不是正常关闭，也不是异常关闭。

乙主机上连接的命运是
1. 如果乙发生了写事件（尝试向甲发送数据）
  
  但是收不到应答，即使超时重传也收不到。多次尝试后，乙走异常关闭流程。
  1. 关闭该TCP连接。
  2. 异常的方式通知应用层
  3. 最后再发一条reset segment
  从甲消失到乙断开连接不是瞬时的。
2. 如果乙知识单纯在读数据，乙是无法区分甲是消失了，还是只是没说话。
  
  如果乙一直在read，则乙这条连接就是死链接了（一直保持established状态，但永远收不到数据了）
为了应对上述的情况：
1. TCP层面有种keepalive机制：定期发送一些数据给对方（payload长度是0），segment长度不是0就可以根据对方有没有应答来判断。目前应用不多。
2. 更常见的办法是应用层自己来做整个工作：
  1. 应用read的时候，不要无限制的read，而是带上一个超时时间（read timeout）
  2. 定期互相报平安（定期主动给对方发消息）——heartbeat（心跳包）

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。尤其是数据往返的时间较长的时候。

既然这样一发一收的方式性能较低，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）。

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；

如果出现丢包如何进行重传：

如果是数据包到了，只是ack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
如果是数据包丢了

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（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 “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
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

[外链图片转存中…(img-nBzTs4BE-1662605428901)]

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