TCP和UDP比较

2023-11-21 09:03:22

文章目录

一、计算机网络模型

OSI七层模型：物理层、数据链路层、网络层、传输层、会话层、表示层、应用层；

TCP/IP四层模型：数据链路层、网络层、传输层、应用层。

二、TCP/IP四层模型

链路层：负责封装和解封装IP报文，发送和接受ARP/RARP报文等。

网络层：负责路由以及把分组报文发送给目标网络或主机。

传输层：负责对报文进行分组和重组，并以TCP或UDP协议格式封装报文。

应用层：负责向用户提供应用程序，比如HTTP、FTP、Telnet、DNS、SMTP等。

TCP（Transmission Control Protocol，传输控制协议）是面向连接的协议。

在收发数据前，必须和对方建立可靠的连接。

这个协议的重点是面向连接。他其中包含的内容都是和连接相关，首先介绍就是建立连接和断开连接的过程

TCP 报文段结构

各部分的含义：

源端口号/目的端口号: 表示数据从哪个进程来, 到哪个进程去。

32位序号: 这些字段被 TCP 发送方和接收方用来实现可靠的数据传输。

4位首部长度: 表示该tcp报头有多少个4字节(32个bit)。

6位保留: 顾名思义, 先保留着, 以防万一。

URG: 标识紧急指针是否有效。

ACK: 标识确认序号是否有效。

PSH: 用来提示接收端应用程序立刻将数据从tcp缓冲区读走。

RST: 要求重新建立连接. 我们把含有RST标识的报文称为复位报文段。

SYN: 请求建立连接. 我们把含有SYN标识的报文称为同步报文段。

FIN: 通知对端, 本端即将关闭. 我们把含有FIN标识的报文称为结束报文段。

16位窗口大小: 这个字段用于流量控制。它用于指示接收方能够/愿意接受的字节数量。

16位检验和: 由发送端填充, 检验形式有CRC校验等. 如果接收端校验不通过, 则认为数据有问题. 此处的校验和不光包含TCP首部, 也包含TCP数据部分。

16位紧急指针: 用来标识哪部分数据是紧急数据。

端口号
数据链路和 IP 中的地址，分别指的是 MAC 地址和 IP 地址。前者用来识别同一链路中不同的计算机，后者用来识别 TCP/IP 网络中互连的主机和路由器。在传输层也有这种类似于地址的概念，这就是端口号。端口号用来识别同一台计算机中进行通信的不同应用程序。因此，它也被称为程序地址。

0-1023：知名端口号，HTTP,FTP,SSH等这些广为使用的应用层协议。
1024-65535：操作系统动态分配的端口号，客户端程序的端口号，由操作系统从这个范围分配
常见端口号：
SSH服务器：22端口
FTP服务器：21端口
Telnet服务器：23端口
HTTP服务器：80端口
HTTPS服务器：443端口

面向连接

1.建立连接：三次握手

三次握手的作用是：在进行通信前，确定客户端和服务端的收、发能力正常。

第一次握手：客户端发送包含SYN和seq的网络包，然后服务端收到了。客户端进入SYN_SEND状态；

服务端视角得出结论：客户端的发送能力、服务端的接收能力是正常的。

第二次握手：服务端发送包含SYN、ACK和seq的网络包，然后客户端收到了。服务器端进入SYN_RECEIVED状态

客户端视角得出结论：服务端的接收、发送能力，客户端的接收、发送能力是正常的。

第三次握手：客户端发送包含ACK和seq的网络包，然后服务端收到了。客户端和服务器端都进入ESTABLISHED状态

服务端视角得出结论：客户端的接收、发送能力，服务端的发送、接收能力是正常的。

面试题：两次握手可以吗？

不可以。
因为可能会出现已失效的连接请求报文段又传到了服务器端。 客户端发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某个网络结点长时间的滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达服务器端。本来这是一个早已失效的报文段。但服务器端收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是 客户端再次发出的一个新的连接请求。于是就向客户端发出确认报文段，同意建立连接。
假设不采用 “三次握手”，那么只要服务器端发出确认，新的连接就建立了。由于现在客户端并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬 服务器端的确认，也不会向服务器端发送数据。但服务器端却以为新的运输连接已经建立，并一直等待客户端发来数据。这样，服务器端的很多资源就白白浪费掉了。采用 “三次握手” 的办法可以防止上述现象发生。例如刚才那种情况，客户端不会向服务器端的确认发出确认。服务器端由于收不到确认，就知道客户端并没有要求建立连接。
而且，两次握手无法保证客户端正确接收第二次握手的报文（服务器端无法确认客户端是否收到），也无法保证客户端和服务器端之间成功互换初始序列号。

面试题: 四次握手可以吗?

这个肯定可以。
三次握手都可以保证连接成功了，何况是四次，但是会降低传输的效率。

面试题: 第三次握手中，如果客户端的ACK未送达服务器，会怎样？

服务器端：由于服务器端没有收到ACK确认，因此会每隔 3秒重发之前的SYN+ACK（默认重发五次，之后自动关闭连接进入CLOSED状态），客户端收到后会重新传ACK给服务器端。
客户端，会出现两种情况：
1. 在服务器端进行超时重发的过程中，如果客户端向服务器端发送数据，数据头部的ACK是为1的，所以服务器收到数据之后会读取 ACK number，进入 ESTABLISH 状态
2. 在服务器端进入CLOSED状态之后，如果客户端向服务器发送数据，服务器会以RST包应答。

面试题: 如果已经建立了连接，但客户端出现了故障怎么办？

服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位一个计时器，时间通常是设置为2小时，若两小时还没有收到客户端的任何数据，服务器就会发送一个探测报文段，以后每隔75秒钟发送一次。若一连发送10个探测报文仍然没反应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭连接。

面试题: 初始序列号是什么？

TCP连接的一方A，随机选择一个32位的序列号（Sequence Number）作为发送数据的初始序列号（Initial Sequence Number，ISN），比如为1000，以该序列号为原点，对要传送的数据进行编号：1001、1002…三次握手时，把这个初始序列号传送给另一方B，以便在传输数据时，B可以确认什么样的数据编号是合法的；同时在进行数据传输时，A还可以确认B收到的每一个字节，如果A收到了B的确认编号（acknowledge number）是2001，就说明编号为1001-2000的数据已经被B成功接受。

2.断开连接：四次挥手

数据传输结束后，通信的双方可以释放连接。数据传输结束后的客户端主机和服务端主机都处于 ESTABLISHED 状态，然后进入释放连接的过程。

第一次挥手： 客户端将FIN置为1，发送一个序列号seq给服务器端；进入FIN_WAIT_1状态；

第二次挥手： 服务器端收到FIN之后，发送一个ACK=1，acknowledge number=收到的序列号+1；进入CLOSE_WAIT状态。此时客户端已经没有要发送的数据了，但仍可以接受服务器发来的数据。

第三次挥手： 服务器端将FIN置1，发送一个序列号给客户端；进入LAST_ACK状态；

第四次挥手： 客户端收到服务器的FIN后，进入TIME_WAIT状态；接着将ACK置1，发送一个acknowledge number=序列号+1给服务器；服务器收到后，确认acknowledge number后，变为CLOSED状态，不再向客户端发送数据。客户端等待2*MSL（报文段最长寿命）时间后，也进入CLOSED状态。完成四次挥手。

用现实理解四次挥手流程：

客户与服务器交谈结束之后，客户要结束此次会话，就会对服务器说：我要关闭连接了（第一次挥手）
服务器收到客户的消息后说：好的，你要关闭连接了。（第二次挥手）
然后服务器确定了没有话要和客户说了，服务器就会对客户说，我要关闭连接了。(第三次挥手)
客户收到服务器要结束连接的消息后说：已收到你要关闭连接的消息，才关闭。(第四次挥手)

面试题：为什么不能把服务器发送的ACK和FIN合并起来，变成三次挥手（CLOSE_WAIT状态意义是什么）？

因为服务器收到客户端断开连接的请求时，可能还有一些数据没有发完，这时先回复ACK，表示接收到了断开连接的请求。等到数据发完之后再发FIN，断开服务器到客户端的数据传送。

面试题：如果第二次挥手时服务器的ACK没有送达客户端，会怎样？

客户端没有收到ACK确认，会重新发送FIN请求。

面试题：客户端TIME_WAIT状态的作用是什么？

第四次挥手时，客户端发送给服务器的ACK有可能丢失，TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。如果服务器端没有收到ACK，就会重发FIN，如果客户端在2*MSL的时间内收到了FIN，就会重新发送ACK并再次等待2MSL，防止服务器端没有收到ACK而不断重发FIN。 MSL(Maximum Segment Lifetime)，指一个片段在网络中最大的存活时间，2MSL就是一个发送和一个回复所需的最大时间。如果直到2MSL，客户端都没有再次收到FIN，那么客户端推断ACK已经被成功接收，则结束TCP连接。

确认应答机制(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; 下一次你要从哪里开始发。

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没收到确认应答也可能是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。

超时时间如何确定?

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.
- 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 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认为网络异常或者对端主机出现异常, 强制关闭连接。

滑动窗口

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

窗口大小指的是无需等待确认应答就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确认应答后, 窗口向后移动, 继续发送第五六七八段的数据…
因为这个窗口不断向后滑动, 所以叫做滑动窗口，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ACK确认应答过的数据, 才能从缓冲区删掉。

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填满, 这个时候如果发送端继续发送, 就会造成丢包, 进而引起丢包重传等一系列连锁反应.
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通知发送端;

窗口大小越大, 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大小的通知之后, 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, 让接收端把窗口大小再告诉发送端.

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢? 在我们的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(左移一位相当于乘以2).

拥塞控制

虽然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. 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, 返回的窗口大小就是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儿再应答, 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.
TCP的目标是在保证网络不拥堵的情况下尽量提高传输效率;

那么所有的数据包都可以延迟应答么?

肯定也不是,有两个限制

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N和最大延迟时间, 依操作系统不同也有差异,一般 N 取2, 最大延迟时间取200ms.

捎带应答

在延迟应答的基础上, 我们发现, 很多情况下客户端和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” 一起发送给客户端。

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

首先要明确, 粘包问题中的 “包”, 是指应用层的数据包.
在TCP的协议头中, 没有如同UDP一样的 “报文长度” 字段
但是有一个序号字段.
站在传输层的角度, TCP是一个一个报文传过来的. 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.
此时数据之间就没有了边界, 就产生了粘包问题

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

可以在数据包的头部, 约定一个数据包总长度的字段, 从而就知道了包的结束位置
还可以在包和包之间使用明确的分隔符来作为边界(应用层协议, 是程序员自己来定的, 只要保证分隔符不和正文冲突即可)

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总结

1.保证可靠性的机制

校验和
序列号(按序到达)
确认应答
超时重传
连接管理
流量控制
拥塞控制

2.提高性能的机制

滑动窗口
快速重传
延迟应答
捎带应答

3.基于TCP应用层协议

HTTP
HTTPS
SSH
Telnet
FTP
SMTP

三、UDP

UDP报文段结构

源端口（可选字段）：收端的应用程序利用这个字段的值作为发送响应的目的地址；

目标端口号：表示接收端端口；

UDP长度：表示整个数据报(UDP首部+UDP数据)的最大长度；

整个数据报文的检验和（IPv4 可选字段），该字段用于发现头部信息和数据中的错误。如果校验和出错, 就会直接丢弃。

因此 UDP 的头部开销小，只有八字节，相比 TCP 的至少二十字节要少得多，在传输数据报文时是很高效的

UDP协议全称是用户数据报协议，在网络中它与TCP协议一样用于处理数据包，是一种无连接的协议。

面向无连接

知道对应端的IP和端口号就直接进行传输, 不需要建立连接。

具体来说就是：

在发送端，应用层将数据传递给传输层的 UDP 协议，UDP 只会给数据增加一个 UDP 头标识下是UDP 协议，然后就传递给网络层了
在接收端，网络层将数据传递给传输层，UDP 只去除 IP 报文头就传递给应用层，不会任何拼接操作

不可靠性

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

面试题：对于UDP协议来说, 是否也存在 “粘包问题” 呢?

对于UDP, 如果还没有向上层交付数据, UDP的报文长度仍然存在.
同时, UDP是一个一个把数据交付给应用层的, 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.
不会出现收到 “半个” 的情况.

UDP能够传输的数据最大长度不能超过64K，由16位UDP长度所限制。

四、IP协议

属于网络层的协议

基本概念

主机: 配有IP地址, 但是不进行路由控制的设备; 路由器: 即配有IP地址, 又能进行路由控制;
节点: 主机和路由器的统称;

协议头格式

4位版本号：指定IP协议版本，如IPV4，IPV6

4位首部长度：IP头部长度有多少个32bit，即length4字节，4bit（1111）最大为15，所以IP头部最大长度为60字节

8位服务类型：3位优先权字段（弃用），4位TOS字段和1位保留字（必须置为0）,4位TOS表示最小时延，最大吞吐量，最高可靠性，最小成本，四者相互冲突只能选一个。

16位总长度：IP数据报整体占多少字节

8位生存时间（Time To Live）：数据报到达目的地最大报文跳数，每经过一个路由，TTL-1，一直减到0还没到就弃用了，主要为了防止路由循环。

8位协议，主要表示上层协议类型

16位头部校验和：使用CRC进行校验，鉴别头部是否损坏

32位源地址和32位目标地址：表示发送端和接收端

网段划分

1.IP地址分为两部分，网络号和主机号，网络号保证互连的两个网段具有不同的标识。主机号：同一网段内，主机之间具有相同的网络号，但是必须有不同的主机号.
2.五类IP地址

A类0.0.0.0到127.255.255.255

B类128.0.0.0到191.255.255.255

C类192.0.0.0到223.255.255.255

D类224.0.0.0到239.255.255.255

E类240.0.0.0到247.255.255.255

子网掩码

避免大量的IP地址被浪费，引入额外的子网掩码来区分网络号和主机号。

1.子网掩码也是一个32位的正整数. 通常用一串 “0” 来结尾;
2.将IP地址和子网掩码进行 “按位与” 操作, 得到的结果就是网络号;
3.网络号和主机号的划分与这个IP地址是A类、B类还是C类无关；

特殊的IP地址

将IP地址中的主机地址全部设为0, 就成为了网络号, 代表这个局域网;

将IP地址中的主机地址全部设为1, 就成为了广播地址, 用于给同一个链路中相互连接的所有主机发送数据包;

127.*的IP地址用于本机环回(loop back)测试,通常是127.0.0.1

五、总结

完！

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