ChoDocs计算机网络-传输层协议专项复习
⭐️⭐️ 这篇文章是一个我计算机网络复习的大汇总，参考了许多文章，也非常感谢大佬对我这篇文章的帮助，由于内容太多了我把它分成了上下两篇来写，这一篇将传输层协议 TCP、UDP
以上是这篇文章的思维导图，个人建议复习的小伙伴都可以搞一个，方便自己复习用~
TCP 和 UDP 的区别
首先
- TCP 是面向连接的、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
详细的区别：
1、tcp 是基于连接的，可靠性高；udp 是基于无连接的，可靠性较低；
2、由于 tcp 是连接的通信，需要有三次握手、重新确认等连接过程，会有延时，实时性差；由于协议所致，安全性较高；而 udp 无连接，无建立连接的过程，因而实时性较强，安全略差；
3、在传输相同大小的数据时，tcp 首部开销 20 字节；udp 首部开销只有 8 个字节，tcp 报头比 udp 复杂，故实际包含的用户数据较少。tcp 无丢包，而 udp 有丢包，故 tcp 开销大，udp 开销较小；
4、每条 tcp 连接只能是点到点的；udp 支持一对一、一对多、多对一、多对多的交互通信。
应用场景的区别：
- 由于 TCP 和 UDP 的特点，如果对实时性要求高和高速传输的场景下需要使用 UDP；
- 如果需要传输大量数据且对数据可靠性要求高的场景使用 TCP；
- 在可靠性要求低追求效率的情况使用 UDP；
TCP 三大核心
- 面向连接；所谓面向连接，指的是客户端与服务端的连接，在双方互相通信之前，TCP 需要三次握手建立连接，而 UDP 没有相应的建立连接的过程
- 可靠性；TCP 可靠性主要体现在1 有状态 2 可控制
- 面向字节流；UDP 数据传输基于数据报，仅仅是继承了 IP 层的特性，而 TCP 为维护状态，将 IP 包变成了字节流
有状态；TCP 会精准记录哪些数据发送了，被对方接受了，哪些没有，而保证数据按序到达，不允许差错 可控制；意识到丢包或者网络环境差，TCP 根据具体情况调整自己的行为，控制自己发送速度或重发
而UDP不可靠原因：无状态，不可控
TCP 三次握手
一次握手过程及变化、为什么不是两次、为什么不是四次、握手过程中可以携带数据吗、同时发起挥手会怎样
TCP 三次握手的过程
三次握手要确认双方的两样能力：发送能力与接收的能力。 最开始双方都属于 CLOSED 状态。然后服务器开始监听某个端口，进入 LISTEN 状态。
- 客户端注重发起连接，发送 SYN，自己变成了 SYN-SENT 状态
- 服务端收到，返回 SYN 和 ACK（对应客户端发来的 SYN），自己变成了 SYN-RECD
- 客户端再发送 ACK 给服务端，自己变成 ESTABLISHED（established）状态；服务端收到 ACK 之后，也变成这个状态
为什么不是两次？
根本原因：无法确认客户端的接收能力。 可能出现的问题是，两次握手，服务端只要接收到然后发送相应的数据包，就 默认连接 了 ，但是事实上现在客户端可能已经断开连接了，这样也就带来了连接资源的浪费 ``
为什么不是四次？
因为三次已经足够确认双方的发送和接收的能力了，四次以及四次以上当然就没必要啦
三次握手过程中可以携带数据吗？
可以，但是只有第三次，此时的established状态相对安全并且够确认服务器的接收发送能力。
而不能在第一次握手携带数据是为了防止黑客在syn中放入大量数据造成服务器资源的消耗。
四次挥手断开连接
- 首先客户端主动关闭，向服务器发
FIN报文 - 服务端接收后通知应用进程并向客户端发送
ACK确认 - 服务端处理完后被动关闭再次向客户端发送
FIN以及ACK，进入LAST-ACK状态， - 客户端收到服务端发来的
FIN后，发送ACK给服务端。在等待2MSL后进入CLOSED状态
注意了，这个时候，客户端需要等待两个
MSL(Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间),在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发请求，那么表示ACK成功到达，挥手结束，否则客户端重发 ACK。
为什么要等待 2 MSL?
- 1 个 MSL 确保四次挥手中主动关闭方最后的 ACK 报文最终能达到对端
- 1 个 MSL 确保对端没有收到 ACK 重传的 FIN 报文可以到达
为什么是四次挥手而不是三次？
- 因为服务端在接收到
FIN, 往往不会立即返回FIN, 必须等到服务端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，延迟一段时间才发FIN。这就造成了四次挥手。如果是三次挥手会有什么问题？等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手，长时间的延迟可能会导致客户端误以为FIN没有到达客户端，从而让客户端不断的重发FIN。
同时发起挥手
在发送方给接收方发 SYN 报文的同时，接收方也给发送方发 SYN 报文
上图就是解释同时打开情况下的状态变迁。
- 发完 SYN，两者的状态都变为 SYN-SENT。
- 在各自收到对方的 SYN 后，两者状态都变为 SYN-REVD。
- 接着会回复对应的 ACK + SYN，这个报文在对方接收之后，两者状态一起变为 ESTABLISHED。
SYN Flood
半连接队列、全连接队列、SYN Flood 攻击过程、如何应对这种攻击
半连接队列
当客户端发送SYN到服务端，服务端收到以后回复ACK和SYN，状态由LISTEN变为SYN_RCVD，此时这个连接就被推入了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，在被取走之前，它会被推入另外一个 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。其攻击的原理很简单，就是用客户端在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，会产生两个危险的后果:
- 处理大量的 SYN 包并返回对应 ACK, 势必有大量连接处于 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，在服务端接收到 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 合法之后才分配连接资源。
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变为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。 - 半连接队列是当客户端发送
SYN到服务端，服务端收到以后回复ACK和SYN，状态由LISTEN变为SYN_RCVD，此时这个连接就被推入了SYN 队列 - SYN Flood 在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。处理大量的 SYN 包并返回对应 ACK, 势必有大量连接处于 SYN_RCVD 状态，从而占满整个半连接队列，无法处理正常的请求。
剖析 TCP 报文首部字段
源端口、目标端口、序列号、ISN：ISN 是如何计算的，为什么、确认号标记位窗口大小校验和可选项
- 源端口、目标端口
如何标识唯一标识一个连接？答案是 TCP 连接的四元组——源 IP、源端口、目标 IP 和目标端口。
那 TCP 报文怎么没有源 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。如何标识唯一标识一个连接？答案是 TCP 连接的四元组——源 IP、源端口、目标 IP 和目标端口。
那 TCP 报文怎么没有源 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, 指的是本报文段第一个字节的序列号。
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。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
即Initial Sequence Number（初始序列号）,在三次握手的过程当中，双方会用过SYN报文来交换彼此的 ISN。
ISN 并不是一个固定的值，而是每 4 ms 加一，溢出则回到 0，这个算法使得猜测 ISN 变得很困难。那为什么要这么做？
如果 ISN 被攻击者预测到，要知道源 IP 和源端口号都是很容易伪造的，当攻击者猜测 ISN 之后，直接伪造一个 RST 后，就可以强制连接关闭的，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。即Initial Sequence Number（初始序列号）,在三次握手的过程当中，双方会用过SYN报文来交换彼此的 ISN。
ISN 并不是一个固定的值，而是每 4 ms 加一，溢出则回到 0，这个算法使得猜测 ISN 变得很困难。那为什么要这么做？
如果 ISN 被攻击者预测到，要知道源 IP 和源端口号都是很容易伪造的，当攻击者猜测 ISN 之后，直接伪造一个 RST 后，就可以强制连接关闭的，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(Acknowledgment number)。用来告知对方下一个期望接收的序列号，小于 ACK 的所有字节已经全部收到。
标记位 常见的标记位有 SYN,ACK,FIN,RST,PSH。
SYN 和 ACK 已经在上文说过，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，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 直接丢弃之，等待重传。
可选项 常用的可选项有以下几个: TimeStamp: TCP 时间戳，后面详细介绍。 MSS: 指的是 TCP 允许的从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。
不要死记，只要有个印象就行
TCP 快速打开（TFO）原理
首轮三次握手、之后的三次握手、TFO 优势
TFO 流程:
首轮三次握手
就是第二次握手的时候不是立即返回SYN+ACK了，
而是返回计算得到的`SYN cookie`,
放在TCP报文的Fast Open（快速打开）选项中，
客户端拿到cookie将其缓存就是第二次握手的时候不是立即返回SYN+ACK了，
而是返回计算得到的`SYN cookie`,
放在TCP报文的Fast Open（快速打开）选项中，
客户端拿到cookie将其缓存- 首先客户端发送 SYN给服务端，服务端接收到。
注意哦！现在服务端不是立刻回复 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，然后才给客户端返回。- 客户端拿到这个 Cookie 的值缓存下来。后面正常完成三次握手。
首轮三次握手就是这样的流程。而后面的三次握手就不一样啦！
后面的三次握手
客户端发送Cookie+SYN+HTTP请求，
服务端验证合法，先确认，返回SYN+ACK，`返回HTTP响应`
客户端传ACK客户端发送Cookie+SYN+HTTP请求，
服务端验证合法，先确认，返回SYN+ACK，`返回HTTP响应`
客户端传ACK在后面的三次握手中，客户端会将之前缓存的 Cookie、SYN 和 HTTP 请求(是的，你没看错)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；如果是合法的，那么就正常返回 SYN + ACK。
重点来了，现在服务端能向客户端发 HTTP 响应了！这是最显著的改变，三次握手还没建立，仅仅验证了 Cookie 的合法性，就可以返回 HTTP 响应了。当然，客户端的 ACK 还得正常传过来，不然怎么叫三次握手嘛。
注意: 客户端最后握手的 ACK 不一定要等到服务端的 HTTP 响应到达才发送，两个过程没有任何关系。
TFO 的优势
拿到Cookie验证通过就能返回HTTP请求了，
利用了1个往返时延`RTT`提前进行数据传输拿到Cookie验证通过就能返回HTTP请求了，
利用了1个往返时延`RTT`提前进行数据传输TFO 的优势并不在与首轮三次握手，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。
TCP 时间戳作用
- 计算往返时延 RTT
- 防止序列号回绕的问题
TCP 超时重传算法
- 经典方法
- Jacobson / Karels 算法
TCP 流量控制
TCP 滑动窗口概念、流量控制过程
流量控制要做的事情，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，就不能再继续发送了。
具体是如何做的呢？举个例子：
- 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，那么此时对于发送端而言，可用窗口减少了 100 个字节。
- 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，剩下的 60 个字节被留在了缓冲队列中。
- 上述是处理能力不够用啦的情况，意思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 个字节变成了 140 字节，因为缓冲队列留下 60个字节没被拿走。
- 因此，接收端会在 ACK 的报文首部带上缩小后的滑动窗口 140 字节，发送端对应地调整发送窗口的大小为 140 个字节。
- 此时发送端情况是，已经发送且确认的部分增加 40 字节，右移 40 个字节，同时发送窗口缩小为 140 个字节。
- 下图：滑动窗口结构（发送端）
还是搞不清，那你写一下画一下就想得明白了
TCP 拥塞控制
慢启动、 拥塞避免、快速重传和快速恢复、基于丢包的拥塞控制点产生的问题--Google 的 BBR 拥塞控制算法
- 流量控制发生在发送端跟接收端之间
- 而 TCP 的拥塞控制主要处理的问题是，整个网络环境，网络特别差，特别容易丢包的情况。
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）:
是指目前自己还能传输的数据量大小;
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 发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd) 是指目前自己还能传输的数据量大小;
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 发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)- 慢启动阈值（Slow Start Threshold，ssthresh）
涉及到的算法有这几个:
- 慢启动
采用一种保守的算法来慢慢地适应整个网路，这种算法叫慢启动;
过程： 1.首先，三次握手，双方宣告自己的接收窗口大小
2.双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)大小
3.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，拥塞窗口 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，拥塞窗口 变为 20， 第二轮变为 40，第三轮变为 80，依次类推。直到达到慢启动阈值
- 拥塞避免
达阈值后，如何来控制拥塞窗口的大小； 原来每收到一个 ACK，拥塞窗口加 1，现在到达阈值了，拥塞窗口只能加: 1/拥塞窗口 以前一轮 RTT 下来，cwnd 翻倍，现在 cwnd 只是增加 1 而已。
慢启动和拥塞避免是一起作用的，是一体的。
- 快速重传和快速恢复
快速重传 如果发生了丢包，数据不是按序到达，接收端则重复发送之前的 ACK 比如第 5 个包丢了，即使第 6、7 个包到达的接收端，接收端也一律返回第 4 个包的 ACK。 收到 3 个重复的 ACK ，意识到丢包，马上重传； 选择性重传 ACK 报文 SACK 属性，通过 left edge 和 right edge 已经收到区间 快速恢复 发送端收到三次重复 ACK 之后，发现丢包觉得现网络已经有些拥塞了，会进入快速恢复阶段 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
结合图片理解
首先慢开始，拥塞窗口买次翻倍直到达到慢启动阈值，进入拥塞避免，拥塞窗口每次加一，遇到超时的情况进入快速重传，拥塞阈值降为拥塞窗口的一半，重新慢启动和拥塞避免，当再收到三个重复的 ack 时会进入块恢复阶段
参考文章
可能还有一些我参考到的忘记了，我把我记得的都列出来，再次感谢~
- 一百个 Chocolate ：https://github.com/Chocolate1999
- CavsZhouyou：https://github.com/CavsZhouyou
- 神三元：(建议收藏)TCP 协议灵魂之问，巩固你的网路底层基础、(建议收藏)TCP 协议灵魂之问，巩固你的网路底层基础
- LinDaiDai_霖呆呆：Shutdown HTTP 系列文章
Contributors
HearLing