整理转自掘金 神三元
01.TCP和UDP的区别？
TCP是一个面向连接的，可靠的，基于字节流的传输层协议
UDP是一个面向无连接的传输层协议
和UDP相比，TCP有三大核心特征：
1.面向连接。在客户端和服务端互相通信之前，TCP需要三次握手建立连接，而UDP没有相应建立连接的过程
2.可靠性。可靠性体现在两方面，一是有状态，二是可控制
TCP会精确记录哪些数据发送了，哪些数据被对面接收了，哪些数据未被对面接收，并且保证数据包按序到达。这是有状态
当意识到丢包或者网络环境不佳时，TCP会根据具体情况调整自己的行为，控制自己的发送速度或者重发。这是可控制
3.基于字节流。UDP的数据传输是基于数据报的，这是因为仅仅只继承了IP层的特性，而TCP为了维护状态，把一个一个IP变成了字节流
02.TCP三次握手的过程。为什么不是两次？不是四次
TCP的三次握手是为了确认双方的发送和接收能力
三次握手
从最开始双方都处于CLOSED状态，然后服务端开始监听某个端口，进入了LISTEN状态
然后客户端主动发起连接，发送SYN，自己变成了SYN-SEND状态
服务端接收到，并返回SYN和ACK，自己变成了SYN-RCVD状态
之后客户端再发送ACK给服务端，自己变成了ESTABLISHED状态；服务端收到ACK之后，也变成了ESTABLISHED状态
SYN是需要消耗一个序列号的，下次发送对应的ACK序列号要加1
凡是需要对端确认的，一定会消耗TCP报文的序列号
SYN需要对端确认，而ACK不需要，因此SYN消耗一个序列号而ACK不需要
为什么不是两次？
根本原因：无法确认客户端的接收能力
如果是两次，客户端发送了SYN报文想握手，但是这个包滞留在了网络中，TCP以为是丢包，于是重传，然后两次握手就建立了连接。
看似没有问题，但是连接关闭后，如果这个滞留在网络中的包到达了服务端，由于是两次握手，服务端接收到滞留的包同时发送相应的数据包就建立了连接，可是这时客户端是不会响应的，但是服务端会一直等待客户端发送数据，导致了服务端连接资源的浪费
为什么不是四次？
TCP的三次握手是为了确认双方的发送和接收能力，四次自然也是可以，但是三次就足够了
三次握手过程中可以携带数据么？
第三次握手时可以携带，前两次握手不能携带数据
如果前两次握手能够携带数据，那么一旦有人想攻击服务器，那么他只需要在第一次握手中的SYN报文中放入大量的数据，那么服务器就势必会消耗更多的时间和内存空间去处理这些数据，增加了服务器被攻击的风险
第三次握手的时候，客户端已经处于ESTABLISHED状态，并且已经确认了服务器的接收发送能力，这时相对安全，可以携带数据
同时发起握手会怎样
客户端和服务端同时给对面发送SYN，发完两者的状态皆变为SYN-SENT
在各自收到对方的SYN之后，两者的状态都变成SYN-RCVD
接着会回复对应的SYN+ACK，这个报文在对方接收之后会一起变成ESTABLISHED
03.四次挥手的过程
四次挥手
刚开始双方都处于
ESTABLISHED
客户端要断开，向服务端发送FIN报文，然后客户端变成了FIN-WAIT-1状态，注意，客户端同时也变成half-close(半关闭)状态，即无法向服务端发送报文，只能接收
服务端接收后向客户端发送ACK确认，变成了CLOSE-WAIT状态
客户端接收到了客户端的确认，变成了FIN-WAIT2状态
随后服务端向客户端发送FIN，自己进入LAST-ACK状态
客户端收到服务端的FIN后，自己变成TIME-WAIT状态，然后向服务端发送ACK
此时客户端需要等待足够长的时间，具体来说，还是2个MSL(Maximum Segment Lifetime,报文最大生存时间)，在这段时间如果客户端没有收到服务端的重发请求，那么就表示ACK成功送达，挥手介绍，否则客户端重发ACK
等待2MSL的意义
如果不等待会怎样？
如果不等待，客户端直接断开连接，当服务端还有很多数据包要发给客户端，且还在路上的时候，若客户端的端口此时刚好被新的应用，那么就接收到了无用数据包，导致数据包混乱，所以，最保险的做法是等服务端发完的数据包再启动新的应用
- 1个MSL确保四次挥手中主动关闭方最后的ACK报文能最终送达对端
- 1个MSL确保对端没有收到ACK而重传的FIN报文可以到达
为什么是四次挥手而不是三次？
因为服务端在收到FIN时，往往不会立即反回FIN，必须等服务端此前所有的报文都发送完毕了，才能发FIN。因此先发一个ACK表示已经收到客户端的FIN，延长一段再发FIN。
如果是三次挥手会有什么问题？
等于说服务端把ACK和FIN的发送合并为一次挥手，这会造成长时间的延迟，导致客户端误以为FIN没有到达服务端，从而不断重发FIN
同时关闭会怎样？
04.半连接队列和SYN Flood攻击的关系
三次握手前，服务端的状态从CLOSED变成LISTEN，同时在内部创建了两个队列：半连接队列和全连接队列，即SYN队列和ACCEPT队列
半连接队列
当客户端发送SYN到服务端，服务端收到后回复ACK和SYN，状态由LISTEN变为SYN-RCVD，此时这个连接就会被推入SYN队列，也就是半连接队列
全连接队列
当客户端返回ACK，服务端接收后，三次握手完成。这个时候连接等待被具体的应用取走，在被取走前，它会被推入另一个TCP维护的队列，也就是全连接队列(Accept Queue)
SYN Flood 攻击原理
SYN Flood 属于典型的DoS/DDoS攻击。其攻击原理就是用客户端再短时间内伪造大量不存在的IP地址，并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言，会产生两个威胁的后果：
- 处理大量的
SYN包并返回对应的ACK，势必有大量的连接处于SYN-RCVD状态，从而占满整个半连接队列，无法处理正常的请求 - 由于是不存在的IP，服务端长时间收不到客户端的
ACK，会导致服务端不断重发数据，直到耗尽服务端的资源
如何应对SYN Flood 攻击？
- 增加SYN连接，也就是增加半连接队列的容量
- 减少SYN+ACK重试次数，避免大量的超时重发
- 利用SYN Cookie 技术，在服务端收到
SYN后不立即分配连接资源，而是根据这个SYN计算出一个Cookie，连同第二次握手一起回复给客户端，在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值，服务端验证Cookie的合法性之后才会分配资源
05.TCP报文的头部字段
报文头部结构如下(单位为字节)：
源端口、目标端口
如果标识唯一的一个连接？答案是TCP连接的四元组——源IP、源端口、目标IP、目标端口
那TCP报文为什么没有源IP和目标IP呢？这是因为在IP层就已经处理了IP。TCP只需要记录两者的端口即可
序列号
即Sequence number，指的是本报文第一个字节的序列号
从图中可以看出，序列号是一个长为 4 个字节，也就是 32 位的无符号整数，表示范围为 0 ~ 2^32 - 1。如果到达最大值了后就循环到0
序列号在TCP通信的过程中有两个作用：
- 在SYN报文中交换彼此的初始序列号
- 保证数据包按正确的顺序组装
ISN(初始序列号)
即Initial Sequence Number(初始序列号)，在三次握手的过程当中，双方会用SYN报文来交换彼此的ISN
ISN并不是一个固定的值，而是每4ms加一，溢出则回到0，这个算法使得猜测ISN变得很困难。为什么这么做呢？
如果ISN被攻击者预测到，要知道IP和源端口号都是很容易伪造的，当攻击者猜测到ISN之后，直接伪造一个RST后，就可以强制关闭连接，这是非常危险的
而动态增长的ISN大大提高了猜测ISN的难度
确认号
即ACK(Acknowlegment number)。用于告诉对方下一个期望接收的序列号，小于ACK的所有字节都已经收到
标记号
常见的标记有SYN,ACK,FIN,RST,PSH
SYN和ACK已经在上文中说过，后三个解释如下:
FIN： 即 Finish，表示发送方准备断开连接。
RST：即 Reset，用来强制断开连接。
PSH： 即 Push，告知对方这些数据包收到后应该马上交给上层的应用，不能缓存。
窗口大小
占用两个字节，也就是16位，但实际上是不够用的。因此TCP引入了窗口缩放的选项，作为窗口缩放的比例因子，这个比例因子的范围在0~14，比例因子可以将窗口的值扩大为原来的2^n次方
校验和
占用两个字节，防止传输过程中数据包有损坏，如果遇到校验和有差错的报文，TCP直接丢弃，等待重传
可选项
可选项格式如下
常用的可选项有以下几个：
- TimeStamp:TCP时间戳，后文有详细介绍
- MSS:指的是TCP允许对方接收的最大报文段
- SACK:选择确认选项
- Window Scale:窗口缩放选项
06.TCP快速打开的原理(TFO)
优化后的 TCP 握手流程，也就是TCP快速打开(TCP Fast Open，即TFO)
优化是利用SYN Cookie来实现的TFO
TFO 流程
首轮三次握手
首先客户端发送SYN给服务端，服务端收到
此时，服务端不是立即返回SYN+ACK，而是通过计算得到一个SYN Cookie，将这个Cookie放到TCP报文的Fast Open选项中，然后返回给客户端
客户端拿到这个Cookie的值并缓存下来。后面正常完成三次握手
后续的三次握手
在后续的三次握手中，客户端会将之前缓存的Cookie、SYN和HTTP请求发送给服务端，服务端验证了Cookie的合法性，如果不合法直接丢弃；如果合法，就正常返回SYN+ACK
重点来了，现在服务端就可以向客户端发HTTP响应了！这是最显著的改变，三次握手还没有建立，仅仅验证了Cookie的合法性就可以返回HTTP响应
当然，客户端的ACK还得正常传过来，不然怎么叫三次握手
流程如下：
注意：客户端最后握手的ACK不需要等到服务端的HTTP响应送达才发送，两者没有任何关系
TFO 的优势
TFO的优势并不在首轮三次握手，而在于后面的握手，在拿到客户端的Cookie并验证通过以后，可以直接返回HTTP响应，充分利用了1个RTT(Round-Trip Time，往返时延)的时间提前进行数据传输，积累起来还是一个比较大的优势
07.TCP报文中的时间戳
timestamp是TCP报文首部的一个可选项，一共占10个字节，格式如下：
kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节)
其中kind = 8，length = 10，info有两部分构成：timestamp和timestamp echo，各占4个字节
TCP的时间戳主要解决两大问题：
- 计算 往返时延RTT(Round-Trip Time)
- 防止序列号的回绕问题
计算 往返时延 RTT
在没有时间戳的时候，计算RTT会遇到如下图所示的问题
如果以第一次发包为开始时间的话，就会出现左图的问题，RTT明显偏大
如果以第二次发包为开始时间的话，就会导致右图的问题，RTT 明显偏小
实际上无论开始时间以第一次发包还是第二次发包为准，都是不准确的
这个时候引入时间戳就很好的解决了这个问题
比如现在a向b发送一个报文s1，b向a回复一个含ACK的报文s2，那么：
-
**step1：**a向b发送的时候，
timestamp中存放的内容就是a主机发送时的内核时刻ta1 -
**step2：**b向a回复s2报文时，
timestamp中存放的是b主机的时刻tb，timestamp echo字段为从s1报文中解析出来的ta1 -
**step3：**a收到b的s2报文之后，此时a主机的内核时刻是
ta2，而在s2报文中的timestamp echo选项可以得到ta1，也就是s2对应的报文最初的发送时刻。然后直接用ta2-ta1就得到了RTT的值
防止序列号的回绕问题
现在我们来模拟一下这个问题。
序列号的范围其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示，我们缩小一下这个区间，假设范围是 0 ~ 4，那么到达 4 的时候会回到 0。
| 第几次发包 | 发送字节 | 对应序列号 | 状态 |
|---|---|---|---|
| 1 | 0 ~ 1 | 0 ~ 1 | 成功接收 |
| 2 | 1 ~ 2 | 1 ~ 2 | 滞留在网络中 |
| 3 | 2 ~ 3 | 2 ~ 3 | 成功接收 |
| 4 | 3 ~ 4 | 3 ~ 4 | 成功接收 |
| 5 | 4 ~ 5 | 0 ~ 1 | 成功接收，序列号从0开始 |
| 6 | 5 ~ 6 | 1 ~ 2 | ？？？ |
假设在第6次的时候，之前滞留在网络中的包送达了，那么就会有两个序列号为1 ~ 2 的数据包，无法区分，这时候就产生了序列号的回绕问题
那么用timestamp就能很好的解决这个问题，因为每次发包的时候都会将发包机器当时的内核时间记录在报文中，即使两次发包的序列号相同，时间戳也不可能相同，这样子就可以区分开两个数据包了
08.TCP的超时重连
TCP具有超时重连的机制，即每个一段时间没有等到数据包的回复时，就重传这个数据包
这个重传间隔是如何来计算的呢？
这个重传间隔也叫做超时重传时间(Retransmission TimeOut，简称为RTO)，它的计算跟上一节的RTT密切相关。这我们将介绍两种重要的方法，一个是经典方法，一个是标准方法
经典方法
经典方法引入了一个新的概念——SRTT(Smoothed Round Trip Time，即平滑往返时间)，每产生一次新的RTT，就会根据一定的算法对SRTT进行更新，具体而言，计算方式如下(SRTT的初始值为0)
SRTT = (α * SRTT) + ((1 - α) * RTT)
其中，α 是平滑因子，建议值是0.8，范围是0.8 ~ 0.9
拿到SRTT，我们就可以计算RTO的值了：
RTO = min(ubound, max(lbound, β * SRTT))
β 是加权因子，一般为1.3 ~ 2.0， lbound 是下界，ubound 是上界。
这个算法的过程还算是简单，但是也存在着一定的局限，就是在RTT稳定的地方表现还可以，而在RTT变化较大的地方就不行了，因为平滑因子α的范围是0.8 ~ 0.9，RTT对于RTO的影响太小
标准方法
为了解决经典方法对于RTT变化不敏感的问题，后面又引出了标准方法，也叫Jacobson / Karels 算法
一共三步
**第一步：**计算SRTT，公式如下：
SRTT = (1 - α) * SRTT + α * RTT
注意这个时候的α就和经典方法中的α取值不同了，建议值是1/8，也就是0.125
**第二步：**计算RTTVAR（Round-Trip Time Variation）这个中间变量
RTTVAR = (1 - β) * RTTVAR + β * (|RTT - SRTT|)
β的建议值为0.25。这个值是这个算法中出彩的地方，也就是说，它记录了最新的RTT与当前SRTT之间的差值，给我们在后续感知到RTT的变化提供了抓手
**第三步：**计算最终的RTO
RTO = µ * SRTT + ∂ * RTTVAR
µ建议值取1，∂建议值取4
这个公式在SRTT的基础上加上了最新RTT与它的偏移，从而很好的感知了RTT的变化，这种算法下，RTO与RTT变化的差值关系更加密切
09.TCP的流量控制
对于发送端和接收端而言，TCP需要把发送的数据放到发送缓存区，将接收的数据放到接收缓存区
而流量控制所要做的事情，就是在通过接收缓存区的大小，控制发送端的发送。如果对方的接收缓存区满了，就不能在继续发送了
要具体理解流量控制，首先需要了解滑动窗口的概念
滑动窗口
TCP滑动窗口分为两种：发送窗口和接收窗口
发送窗口
发送端的滑动窗口结构如下
其中包含四大部分：
- 已发送且已接收
- 已发送但未确认
- 未发送但可发送
- 未发送且不可发送
其中有一些重要的概念，我标注在图中：
发送窗口就是图中被框住的范围。SND即send，WND即window，UNA即unacknowledged，表示未被确认，NXT即next，表示下一个发送的位置
接收窗口
接收端的窗口结构如下：
REV即receive，NXT 表示下一个接收的位置，WND 表示接收窗口大小。
流量控制过程
这里我们不用太复杂的例子，以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程，方便大家的理解
首先双方三次握手，初始化各自的窗口大小，均为200个字节
假如当前发送端给接收端发送100个字节，那么此时对应发送端而言，SND.NXT当然要右移100个字节，也就是说当前的可用窗口减少了100个字节，这很好理解
现在这100个到达了接收端，被放到接收端的缓冲队列中。不过此时由于大量负载的原因，接收端处理不了这么多字节，只能处理40个字节即被应用取走40个字节，剩下60个字节被留在了缓冲队列中
注意了，此时接收端的情况是处理能力不足，你发送端给我少发点，所以此时接收端的接收窗口应该缩小，具体来说，缩小60个字节，由200个字节变成140个字节，因为缓冲队列还有60个字节没被应用拿走(还差多少就减少多少)
因此，接收端会在ACK的报文头部带上缩小后的滑动窗口140字节，发送端对应的调整发送窗口的大小为140字节
此时对应发送端而言，已发送且已接收的部分增加40字节，也就是SND.UNA右移40个字节，同时发送窗口缩小为140个字节
这就是流量控制的过程。尽管回合再多，整个控制的过程和原理是一样的
10.TCP的拥塞控制
上一节所说的流量控制发送在发送端和接收端之间，并没有考虑到整个网络环境的影响，如果说当前网络特别差，特别容易丢包，那么发送端就应该注意一些了。而这，也正是拥塞控制需要处理的问题
对于拥塞控制来说，TCP每条连接都需要维护两个核心状态：
- 拥塞窗口(Congestion Window ，cwnd)
- 慢启动阈值(Slow Start Threshold，ssthresh)
涉及的算法有这几个：
- 慢启动
- 拥塞避免
- 快速重传和快速恢复
接下来，我们就来一一拆解这些状态和算法。首先，从拥塞窗口说起
拥塞窗口
拥塞窗口(Congestion Window ，cwnd)是指目前自己还能传输的数据量大小
那么之前介绍了接收窗口的概念，两者有什么区别呢？
- 接收窗口(rwnd)是
接收端给的限制 - 拥塞窗口(cwnd)是
发送端的限制
限制谁呢？
限制的是发送窗口的大小
有了这两个窗口，如何来计算发送窗口？
发送窗口 = min(rwnd, cwnd)
取两者的较小值，而拥塞控制，就是来控制cwnd的变化
慢启动
刚开始进入传输数据的时候，是不知道现在的网络到底是稳定还是拥堵的，如果做的太激进，发包太急，就会疯狂丢包，造成雪崩式的网络灾难
因此，拥塞控制首先就是要采用一种保守的算法来慢慢的适应整个网络，这种算法叫慢启动。运作过程如下：
- 首先，三次握手，双方宣告自己的接收窗口大小
- 双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)的大小
- 在开始传输的一段时间，发送端每收到一个ACK，拥塞窗口大小加1，也就是说，每经过一个RTT，cwnd翻倍。如果说初始窗口为10，那么第一轮10个报文传完且发送端收到ACK后，cwnd变为20，第二轮变为40，第三轮变为80，以此类推
难道就这么无止境的翻倍下去？当然不可能。它的阈值叫做慢启动阈值，当cwnd到达这个阈值后，就好比踩了刹车
在到达阈值后，如何控制cwnd的大小呢？
这就是拥塞避免做的事情了
拥塞避免
原来每收到一个ACK，cwnd加1，现在到达阈值了，cwnd只能加这么一点：1 / cwnd。这样一轮RTT下来，收到cwnd个ACK，那最后拥塞窗口的大小cwnd总共才增加1
也就是说，以前一个RTT下来，cwnd翻倍，现在cwnd只是增加1而已
当然，慢启动和拥塞避免是一起作用的，是一体的
快速重传和快速回复
快速重传
在TCP传输过程中，如果发生了丢包，即接收端发现数据段不是按序到达的时候，接收端的处理是重复发送之前的ACK
比如第5个包丢了，即使第6、7个包到达了接收端，接收端也一律返回第4个包的ACK。当发送端收到3个重复的ACK时，意识到丢包了，于是马上进行重传，不用等到一个RTO的时间到了才重传
这就是快速重传，它解决的是是否需要重传的问题
快速恢复（？）
当然，发送端收到三次重复ACK之后，发现丢包，觉得现在的网络有些拥塞了，自己会进入快速恢复阶段
在这个阶段，发送端如下改变：
- 拥塞阈值降低为cwnd的一半
- cwnd的大小变为拥塞阈值
- cwnd线性增加
以上就是TCP拥塞控制的经典算法：慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复
11.Nagle算法和延迟确认
Nagle算法
试想一个场景，发送端不停的给接收端发很小的包，一次只发1个字节，那么发1千个字节需要发1000次。这种频繁的发送是存在问题的，不光是传输的时延消耗，发送和确认本身也是需要耗时的，频繁的发送接收带来了巨大的时延
而避免小包的频繁发送，这就是Nagle算法要做的事
具体来说，Nagle算法的规则如下：
- 当第一次发送数据时不用等待，就算是1byte的小包也立即发送
- 后面发送满足下面条件之一就可以发送：
- 数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size，即MSS)
- 之前所有包的ACK都已接收到
延迟确认
试想一个场景，当我收到了发送端的一个包，然后在极短的时间内又接收到了第二个包，那是要一个个回复，还是稍等一下，把两个包的ACK合并后一起回复呢？
延迟确认(delayed ack)所做的事情就是后者，稍稍延迟，然后合并ACK，最后才回复给发送端。TCP要求这个延迟的时延必须小于500ms，一般操作系统实现都不会超过200ms
不过主要的是，有一些场景是不能延迟确认的，收到了就要马上回复：
- 接收到了大于一个frame的报文，且需要调整窗口大小
- TCP处于quickack模式(通过
tcp_in_quickack_mode设置) - 发现了乱序包
两者一起使用会怎样？
前者意味着延迟发送，后者意味着延迟接收，会造成更大的延迟，产生性能问题。
12.TCP的keep-alive
大家都听说过HTTP的keep-alive，不过TCP层面也是有keep-alive机制，而且跟应用层不太一样
试想一个场景，当有一方因为网络故障或者宕机导致连接失效，由于TCP并不是一个轮询的协议，在下一个数据包到达之前，对端对连接失效的情况是一无所知的
这个时候就出现了keep-alive，它的作用就是探测对端的连接有没有失效
在 Linux 下，可以这样查看相关的配置
sudo sysctl -a | grep keepalive
// 每隔 7200 s 检测一次
net.ipv4.tcp_keepalive_time = 7200
// 一次最多重传 9 个包
net.ipv4.tcp_keepalive_probes = 9
// 每个包的间隔重传间隔 75 s
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl = 75
不过，现状是大部分的应用并没有默认开启 TCP 的keep-alive选项，为什么？
站在应用的角度:
- 7200s 也就是两个小时检测一次，时间太长
- 时间再短一些，也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连接
因此是一个比较尴尬的设计。
整理转自掘金 神三元
