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【Linux网络编程】第十五弹---传输层深度解析：端口号划分、UDP协议特性与TCP协议全面剖析（含连接管理、流量控制、拥塞控制等）

article 2024/12/31 4:17:35

✨个人主页：熬夜学编程的小林

💗系列专栏：【C语言详解】【数据结构详解】【C++详解】【Linux系统编程】【Linux网络编程】

1、传输层

1.1、再谈端口号

1.1.1、端口号范围划分

1.1.2、认识知名端口号

1.1.3、两个问题

1.2、UDP 协议

1.2.1、UDP 协议端格式

1.2.2、UDP 的特点

1.2.3、面向数据报

1.2.4、UDP 的缓冲区

1.2.5、UDP 使用注意事项

1.2.6、基于 UDP 的应用层协议

1.3、TCP 协议

1.3.1、TCP 协议段格式

1.3.2、确认应答(ACK)机制

1.3.3、超时重传机制

1.3.4、连接管理机制

1.3.5、理解 TIME_WAIT 状态

1.3.6、解决 TIME_WAIT 状态引起的 bind 失败

1.3.7、理解 CLOSE_WAIT 状态

1.3.8、16位窗口大小

1.3.9、滑动窗口

1.3.10、流量控制

1.3.11、拥塞控制

1.3.12、延迟应答

1.3.13、捎带应答

1.3.14、面向字节流

1.3.15、粘包问题

1.3.16、TCP 异常情况

1.3.17、TCP 小结

1.3.18、TCP/UDP 对比

1.3.19、用 UDP 实现可靠传输(经典面试题)

1、传输层

负责数据能够从发送端传输接收端.

1.1、再谈端口号

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);

1.1.1、端口号范围划分

0 - 1023: 知名端口号(Well-Know Port Number), 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.

1.1.2、认识知名端口号

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:

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

执行下面的命令, 可以看到知名端口号

cat /etc/services # 查看文件内容
vim /etc/services # 编辑文本文件

注意：我们自己写一个程序使用端口号时, 要避开这些知名端口号.

1.1.3、两个问题

1.一个进程是否可以 bind 多个端口号?

是的，一个进程可以bind多个端口号。

2.一个端口号是否可以被多个进程 bind?

在一般情况下，一个端口号不可以被多个进程bind。

1.2、UDP 协议

UDP协议的全称是User Datagram Protocol，中文名是用户数据报协议。

1.2.1、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;

1、UDP的报头是一个结构体！

2、如何将报头和有效载荷进行分离(封装)？先描述在组织！

3、如何将有效载荷进行分用？使用结构体指针解引用成员变量！

进一步深刻理解报文：

OS内可能存在大量的报文 - 正在被向上和向下交付 -> OS要对报文进行各种管理 -> 先描述在组织！

1.2.2、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;

1.2.3、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;

1.2.4、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

1.2.5、UDP 使用注意事项

我们注意到, 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;

1.2.6、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

当然, 也包括你自己写 UDP 程序时自定义的应用层协议;

1.3、TCP 协议

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

1.3.1、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 [0, 15] ); 所以TCP 头部最大长度是 15(2^4 - 1) * 4 = 60

x * 4 = 20 x = 5，因此TCP协议4位首部长度为0101 ！

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;

1.3.2、确认应答(ACK)机制

TCP通信模式

为什么要有两个序列号呢？

一端在应答的同时可能也在传送数据，因此需要使用两个序列号！

SYN：

确认应答(ACK)

TCP 将每个字节的数据都进行了编号. 即为序列号.

如何理解序列号？

序列号可以当做发送缓冲区数组的下标！

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.

1.3.3、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,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.

1.3.4、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.

RST标记位：

连接重置标记位：要求对方重新建立连接; 我们把携带 RST 标识的称为复位报文段

shutdown()

关闭文件描述符所关联的文件或套接字(可加选项：关闭读，写，读写)！

#include <sys/socket.h>

int shutdown(int sockfd, int how);

参数

sockfd：这是一个文件描述符，它标识了一个已打开的文件或套接字。
how：这个参数指定了关闭的方式，它决定了哪些方向的通信将被关闭。how 参数可以取以下三个值之一：
- SHUT_RD（0）：关闭读操作，即不再接收数据。
- SHUT_WR（1）：关闭写操作，即不再发送数据，但可以继续接收数据（对于TCP套接字而言，这通常会导致对方收到一个EOF标记）。
- SHUT_RDWR（2）：同时关闭读和写操作。

返回值

成功时，shutdown() 返回0。
失败时，返回-1，并设置 errno 以指示错误原因。

下图是 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, 不是真实状态;

建立连接，为什么要三次握手？

1、验证全双工(双方都具备发送和接收能力) --- 验证网络的连通性

2、建立双方的通信意愿(只有双方都同意才可以进行通信)

第一次握手确认了客户端的发送能力和服务器的接收能力；第二次握手确认了服务器的发送能力和客户端的接收能力（对第一次握手的确认）；第三次握手则是对第二次握手的确认，确保双方的连接都已建立。
请求连接的同时捎带应答

再谈四次挥手

1.3.5、理解 TIME_WAIT 状态

现在做一个测试，首先启动 server，然后用 Ctrl-C 使 server 终止，这时马上再运行 server, 结果是:

这是因为：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(maximum segment lifetime)的时间后才能回到 CLOSED 状态.
我们使用 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 RFC1122 中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在 ubuntu 22.04 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;

想一想, 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);

1.3.6、解决 TIME_WAIT 状态引起的 bind 失败

在 server 的 TCP 连接没有完全断开之前不允许重新监听, 某些情况下可能是不合理的
服务器需要处理非常大量的客户端的连接(每个连接的生存时间可能很短, 但是每秒都有很大数量的客户端来请求).
这个时候如果由服务器端主动关闭连接(比如某些客户端不活跃, 就需要被服务器端主动清理掉), 就会产生大量 TIME_WAIT 连接.
由于我们的请求量很大, 就可能导致 TIME_WAIT 的连接数很多, 每个连接都会占用一个通信五元组(源 ip, 源端口, 目的 ip, 目的端口, 协议). 其中服务器的 ip 和端口和协议是固定的. 如果新来的客户端连接的 ip 和端口号和 TIME_WAIT 占用的链接重复了, 就会出现问题.

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

setsockopt()

#include <sys/types.h>          
#include <sys/socket.h>

int setsockopt(int sockfd, int level, int optname, 
    const void *optval, socklen_t optlen);

参数

sockfd：套接字描述符，标识要设置选项的套接字。
level：选项所在的协议层。常用的有SOL_SOCKET（套接字层）、IPPROTO_TCP（TCP协议层）、IPPROTO_IP（IP协议层）等。
optname：需要设置的选项名称。例如SO_REUSEADDR、SO_KEEPALIVE、SO_RCVBUF、SO_SNDBUF、TCP_NODELAY等。
optval：指向包含选项新值的缓冲区。
optlen：optval缓冲区的长度。

选项

SO_REUSEADDR：允许重用本地地址和端口。这通常用于服务器程序，以确保即使服务器程序在重启时也能立即绑定到相同的地址和端口。
SO_KEEPALIVE：启用TCP连接的保活机制。这允许TCP连接在一段时间内没有数据传输时，自动发送保活包以检测连接是否仍然有效。
SO_RCVBUF和SO_SNDBUF：分别设置接收和发送缓冲区的大小。这可以影响套接字的性能和吞吐量。
TCP_NODELAY：禁用Nagle算法。Nagle算法是为了减少小数据包的发送次数而设计的，但在某些情况下，禁用它可以提高性能。

返回值

如果setsockopt函数调用成功，则返回0。
如果调用失败，则返回-1，并设置全局变量errno以指示错误类型。

1.3.7、理解 CLOSE_WAIT 状态

以之前写过的 TCP 服务器为例, 我们稍加修改，将 TcpServer.hpp 文件中 td->_sockfd->Close(); 这个代码注释掉.

我们编译运行服务器. 启动客户端链接, 查看 TCP 状态, 客户端服务器都为ESTABLELISHED 状态, 没有问题.

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, 结合我们四次挥手的流程图, 可以认为四次挥手没有正确完成.

小结: 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. 这是一个 BUG. 只需要加上对应的 close 即可解决问题.

1.3.8、16位窗口大小

16位窗口大小：接收端能够接收的数据量，即接受缓冲区剩余空间的大小！

PUH 标志位：指示接收方应尽快将数据从接收缓冲区传递给应用程序(让对方尽快处理数据)

URG 标记位：当URG标志位被置为1时，表示紧急指针字段有效。紧急指针指出在本报文段中的紧急数据的最后一个字节(0:正常 1:暂停 2:取消)的序号，使接收方可以知道紧急数据的长度和位置，以便优先处理。

16位窗口大小：接收缓冲区剩余空间的大小

16位紧急指针：标识哪部分数据是紧急数据(send()函数第三个参数)

1.3.9、滑动窗口

1.流量控制：在发送方，如何根据对方的接受能力，发送数据？流量控制，就是通过滑动窗口实现的！

2.超时重传：超过时间以内，已经发送的报文不能被丢弃，而是要保存起来！保存在哪里？滑动窗口！

刚才我们讨论了确认应答策略, 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(对方同步给我的窗口大小，即对方的接受能力(暂时，后序更正)). 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;

理解滑动窗口：

滑动窗口是TCP协议中实现流量控制和可靠数据传输的一种机制。TCP滑动窗口分为发送窗口和接收窗口。缓冲器可以视为一个char类型数组维护的，而滑动窗口有开始位置和结束位置，开始位置(win_start)为ACK序列号(ack_seq)，结束位置(win_end)为开始位置 + 16位窗口大小(win) !

如果丢包了呢？

1.最左侧报文丢失

确认序列号(确认序号之前的报文，我已经全部收到了)约束的规定，滑动窗口左侧不动
快重传 && 超时重传，对最左侧报文进行补发

2.中间报文丢失

滑动窗口向右移
转化为最左侧报文丢失
如果接收方接受能力较强，滑动窗口右侧也会向右移，即滑动窗口大小可能增大

3.最右侧报文丢失

滑动窗口向右移
转化为最左侧报文丢失
如果接收方接受能力较强，滑动窗口右侧不会变，即滑动窗口大小可能减小

那么如果出现了丢包, 如何进行重传? 这里分两种情况讨论.

情况一: 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;

情况二: 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").

1.3.10、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;

1.3.11、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.

解决办法？

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;

此处引入一个概念称为拥塞窗口
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;

更正滑动窗口大小：

滑动窗口大小 = min(应答窗口，拥塞窗口)

因为网络的状况是浮动的，因此拥塞窗口的大小也必然是浮动的 -> 主机怎么样才能得知，拥塞窗口的接近大小应该是多大呢？必须经过多轮尝试，才能知道！

像上面这样的拥塞窗口增长速度, 是指数级别的. "慢启动" 只是指初始时慢(可以慢慢减少网络发送，让网络恢复), 但是增长速度非常快(我们通信的过程也要恢复起来，中后期增长快).

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(yu)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;

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;
2、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;
3、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.

TCP 拥塞控制这样的过程, 就好像 热恋的感觉！

1.3.12、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;

1.3.13、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

1.3.14、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;

1.3.15、粘包问题

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.

那么如何避免粘包问题呢? 归根结底就是一句话, 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; 例如上面的 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;
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);

思考: 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(没有粘包问题).
站在应用层的站在应用层的角度, 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.

1.3.16、TCP 异常情况

1、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.
2、机器重启: 和进程终止的情况相同.
3、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.