Linux：传输层协议
传输层
端口号
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);
- 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. 客⼾端程序的端⼝号, 就是由操作系统从这个范围分配的.
一个进程可以绑定多个端口号，但同一协议（如 TCP 或 UDP）的同一个端口号在同一 IP 地址上，通常只能被一个进程绑定。
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
- 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
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使用注意事项
传输层协议TCP
TCP协议段格式
源端口号：发送方的应用程序端口号。
目的端口号：接收方的应用程序端口号。
32位序号：指本报文段第一个字节的序列号（在 TCP 字节流中的位置）。
32位确认序号：表示接收方期望收到的下一个字节的序号（即确认号 = 已成功接收的最后一个字节序号 + 1）。
4位首部长度：以 4 字节 为单位表示 TCP 首部的长度（因为选项字段长度可变）。最小值为 5（即 20 字节标准首部），最大值为 15（即 60 字节）。
保留：保留给将来使用，必须设为 0。
常见标志位：URG：紧急指针有效。ACK：确认号有效。PSH：推送功能，接收方应尽快将数据交给应用层。RST：重置连接。SYN：同步序号，用于建立连接。FIN：结束连接。
窗口大小接收方告知发送方自己还能接收多少字节的数据（流量控制）。单位是字节，最大 65535，但可通过窗口缩放选项扩展。
校验和：对 TCP 首部、数据和伪首部（IP 源/目的地址、协议类型、TCP 长度）进行校验，用于检错。
确认应答(ACK)机制
TCP 为每个字节分配一个序号（而非每个报文）。例如，若一个 TCP 报文携带 100 字节的数据，且第一个字节的序号是 N，则最后一个字节的序号是 N + 99。
TCP 报文头中的 32 位序号字段（Sequence Number） 记录的是该报文第一个字节的序号，而非最后一个字节的序号。
例如：若序号字段值为 1000，且报文数据长度为 200字节，则此报文覆盖的序号范围是 1000~1199。下一个报文的确认序号将是 1200（即前一个报文的序号 + 数据长度）。
超时重传机制
发送方没有收到应答ACK——无法保证对方是否收到消息，无法保证可靠性。。。意味着要么数据丢，要么应答丢
那么, 如果超时的时间如何确定?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.在 Linux（以及 BSD Unix 和 Windows）中，TCP 的超时以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
服务端状态转化:启动监听
[CLOSED → LISTEN]
服务器端调用
listen()后进入 LISTEN 状态，开始等待客户端的连接请求。三次握手阶段
[LISTEN → SYN_RCVD]
当监听到客户端的连接请求（即收到 SYN 同步报文段）后，将该连接放入内核等待队列，并向客户端发送 SYN+ACK 确认报文，此时服务端进入 SYN_RCVD 状态。
[SYN_RCVD → ESTABLISHED]
服务端一旦收到客户端对 SYN 的确认报文（即 ACK），就进入 ESTABLISHED 状态，此时双方可以正常进行数据读写。
四次挥手阶段（客户端主动关闭）
[ESTABLISHED → CLOSE_WAIT]
当客户端主动关闭连接（调用
close()）时，服务器会收到 FIN 报文段。服务器会返回确认报文段（ACK），并进入 CLOSE_WAIT 状态。[CLOSE_WAIT → LAST_ACK]
进入 CLOSE_WAIT 状态后，服务器可能还需要处理完之前已接收的数据。当服务器真正调用
close()关闭连接时，会向客户端发送 FIN 报文，此时服务器进入 LAST_ACK 状态，等待客户端对 FIN 的最后一次确认（ACK）。[LAST_ACK → CLOSED]
服务器收到客户端对 FIN 的 ACK 后，彻底关闭连接，回到 CLOSED 状态。
客户端状态转化:发起连接[CLOSED → SYN_SENT]
客户端调用
connect()，向服务器发送 SYN 同步报文段，然后进入 SYN_SENT 状态。连接建立
[SYN_SENT → ESTABLISHED]
客户端收到服务器的 SYN+ACK 报文后，对其进行确认（发送 ACK）。一旦
connect()调用成功，就进入 ESTABLISHED 状态，此时可以开始读写数据。主动关闭连接（四次挥手）
[ESTABLISHED → FIN_WAIT_1]
客户端主动调用
close()时，向服务器发送 FIN 结束报文段，同时进入 FIN_WAIT_1 状态。[FIN_WAIT_1 → FIN_WAIT_2]
客户端收到服务器对 FIN 报文段的确认（ACK）后，进入 FIN_WAIT_2 状态，开始等待服务器发来的结束报文段（FIN）。
[FIN_WAIT_2 → TIME_WAIT]
客户端收到服务器发来的 FIN 报文段后，会发送最终的确认（ACK），并进入 TIME_WAIT 状态。
彻底关闭
[TIME_WAIT → CLOSED]
客户端在 TIME_WAIT 状态需要等待 2MSL（Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间）的时间，以确保服务器收到最终的 ACK。超时后，客户端彻底进入 CLOSED 状态。
理解TIME_WAIT状态
如果客户端已经退出或者关闭，但服务端不关闭，无法向客户端发起第三次的FIN，服务端状态是close_wait，依旧占用文件描述符fd，连接没有释放。
双方都退出，主动断开连接的一方，发送第四次的ACK后，要进入TIME_WAIT状态，即便是四次挥手完成。主动关闭连接的⼀⽅要处于 TIME_WAIT 状态，等待 两个 MSL（Maximum Segment Lifetime，TCP 报⽂的最⼤⽣存时间）的时间后，才能回到 CLOSED 状态。
（MSL 是 TCP 报⽂在⽹络中的最⼤存活时间，因此 TIME_WAIT 状态会持续 2×MSL 时长。）
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
int opt = 1;
setsockopt(sockfd, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, &opt, sizeof(opt)); // 启用 SO_REUSEADDR理解 CLOSE_WAIT 状态
CLOSE_WAIT 是 TCP 连接断开过程中（四次挥手）的一个中间状态。它出现在被动关闭方（通常是服务器）收到主动关闭方发来的 FIN 报文之后。
当被动关闭方完成数据处理后，调用 close()发送自己的 FIN 报文，就会进入下一个状态：
CLOSE_WAIT→ LAST_ACK（当被动关闭方调用 close() 发送 FIN 后）
如果应用程序没有正确关闭连接（如资源泄漏、代码bug），连接会一直处于 CLOSE_WAIT 状态，导致"连接泄漏"。
查看命令：netstat -an | grep CLOSE_WAIT
CLOSE_WAIT 状态过多通常表示应用程序有 Bug：
服务器程序没有正确关闭连接
资源泄漏（如未关闭 socket）
可能导致文件描述符耗尽
解决方案：确保应用程序在完成数据处理后及时调用
close()关闭连接。
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;
丢报问题：
丢报怎么办？滑动窗口会不会跳过报文进行应答？不会，确认序号的定义决定的——确认序号之前的全部信息已经全部收到，滑动窗口不能跳跃
最左侧丢失，中间丢失，最右侧丢失的组合问题
最左侧丢失：1.最左侧报文真的丢失，滑动窗口左侧不变，是为了超时重传和快重传，重传之后才能右滑
2.最左侧报文对应的应答丢失，滑动窗口正常工作
中间丢失：右滑后转变为最左侧丢失
最右侧丢失：右滑后转变为最左侧丢失
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；
果发送端主机连续三次收到了同一个 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”）。
滑动窗口一直向右不会溢出，可以想象成环形数组
初始窗口：
[1001 - 2000][2001 - 3000][3001 - 4000][4001 - 5000]
↑
这个位置的数据丢失了快重传后窗口滑动：
[2001 - 3000][3001 - 4000][4001 - 5000][5001 - 6000]
↑
新数据填充到原1001 - 2000的位置
流量控制
接收端处理数据的速度是有限的。如果发送端发得太快，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剩余空间大小放入 TCP 首部中的 窗口大小 字段，通过 ACK 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。
拥塞控制
tcp不仅仅考虑了双方主机的问题还考虑了网络的问题
大面积丢包，发送方判定网络拥塞的问题
要不要重发？不能立即重发，拥塞控制
拥塞控制让发送端的多个主机建立都采用这种策略的共识
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。拥塞窗口数量从1开始，2^n
前期慢探测网络是否慢慢恢复，中期快尽快恢复通信过程
滑动窗口=min（对方接收能力对方接收缓冲区剩余空间大小，拥塞窗口）
int拥塞窗口：一个临界值，值以内，网络大概率不拥塞，值以上，网络可能拥塞
网络是变化的，所以拥塞窗口也会更新变化
当拥塞窗口超过慢启动阈值（ssthresh）的时候，不再按照指数方式增长，而是按照线性方式增长。
当拥塞窗口 cwnd < ssthresh时，处于慢启动阶段（指数增长）。
当拥塞窗口 cwnd >= ssthresh时，进入拥塞避免阶段（线性增长）。指数增长阶段为了解决拥塞，恢复网络和通信
线性增长阶段为了不断探测网络新的拥塞窗口的值（网络通畅程度）网络拥塞后，拥塞窗口从1开始，除了支持慢启动，本质也是从新开始探索网络健康
当 TCP 开始启动的时候，慢启动阈值等于窗口最大值；
所以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；拥塞窗口不会随线性增长一直增大；
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。
但如果等待一段时间再应答，接收方应用程序就有机会从内核缓冲区中读取并处理数据，
从而释放出更多的缓冲区空间。这样返回的窗口值就会更大，允许发送方以更高的速率传输数据。目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效率
TCP 延迟确认机制两种触发条件
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；
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 read100 个字节，也可以一次 read一个字节，重复 100 次。
粘包问题
如何避免粘包问题？明确两个包之间的边界（协议+序列化和反序列化）
对于定长的包，保证每次都按固定大小读取即可；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，是程序员自己来定的，只要保证分隔符和正文冲突即可）。
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。
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。
为什么 TCP 这么复杂？
因为要保证可靠性，同时又要尽可能的提高性能。
可靠性机制：
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
提高性能机制：
滑动窗口
快速重传
延迟应答
捎带应答
其他机制：
定时器（超时重传定时器、保活定时器、TIME_WAIT 定时器等）