Question

TCP和UDP的区别

Answer 1

首先TCP是面向连接的，UDP是无需连接的，TCP有着三握四挥，并且三次握手和四次挥手是对TCP建立的连接有着重要意义的两步，并且TCP是对IP无可靠性提供可靠性的源头，UDP继承了IP的特性，不保证不丢失包，不保证按顺序到达

TCP面向字节流，发送的时候是一个流，没有头尾，IP包不是一个流，而是一个个的IP包，UDP也是如此

TCP是有拥塞控制的，但是UDP没有

MAC层去掉之后，IP层首部会有一个8位的协议，这里会存放着数据里到底是TCP还是UDP，当然这里是UDP，如果我们知道UDP格式就可以解析出来了

下一步就通过UDP包中的目标端口号，将这个包交给应用程序处理

源端口和目标端口不可少，包的序号是为了解决乱序问题，为了解决包的先后顺序，还有就是确认序号，发出去的包要有确认，不然无法知道是否收到，若没有收到就要重新发送，直到送达，这就是TCP的不丢包的实质

对于TCP来说，IP层丢不丢包管不着，但是在TCP层，会努力保证可靠性

一开始，客户端和服务端都处于CLOSED状态，先是服务端主动监听某个端口，处于LISTEN状态，然后客户端主动发起连接SYN，之后处于SYN-SENT状态，服务端收到发起的连接，返回SYN，并且ACK客户端的SYN，之后处于SYN-RCVD状态。客户端收到服务端发送的SYN和ACK之后，发送ACK的ACK，之后处于ESTABLISHED状态，因为它一发一收成功了，服务端收到ACK的ACK之后，处于ESTABLISHED，因为它也一发一收了

所以三次握手就能确认双发收发功能都正常，缺一不可。

最后客户端A的TIME-WAIT状态时间要足够长，长到如果B没有收到ACK的话，B会再次发送FIN关闭连接，A会重新发送一个ACK并且时间足够长到这个包到B

A如果直接跑路的话，它的端口就空出来了，但是B不知道，原来发的包如果在路上，但是这时突然另一个应用开启在了这个端口上，那不就混乱了，所以A也需要等待足够时间，等到B发送的包在网络中挂掉之后再空出端口来

等待时间设置为2MSL，报文最大的生存时间，协议规定MSL为2分钟，实际应用中常用的是30s，1分钟和2分钟等

为了记录所有发送的包和接收的包，TCP也需要发送端和接收端分别都有缓存来保存这些记录，发送端的缓存里是按照包的ID一个个排列，根据处理情况分为下面四个部分

在TCP里，接收端会给发送端报一个窗口的大小，叫做Advertised window，这个 窗口大小 应该等于上面说的第二部分加上第三部分也就是 已经发送了但是没有得到确认的加上还没有发送，并且正在准备发送的 ，超过这个窗口的，接收端忙不过来，就不能发送了

第二部分的窗口有多大？

NextByteExpected 和 LastByteRead的差其实是还没有被应用层读取的部分占用调MaxRcvBuffer的量，定义为A， 窗口大小其实是MaxRcvBuffer减去A

其中第二部分里面，由于收到的包可能不是顺序的，会出现空档， 只有和第一部分连续的，可以马上进行回复 ，中间空着的部分需要等待，哪怕后面的已经来了(可以看到接收端的窗口出现了虚线和实线的区别)

发送端

接收端

在 发送端 看来，1、2、3都已经发送并且确认的；4、5、6、7、8、9都是发送了还没有确认；10、11、12是还没有发出的；13、14、15是接收方没有空间不准备发送的

在 接收端 看来，1、2、3、4、5都是已经完成ACK的，但是是没有被应用层读取的；6、7是等待接收的；8、9是已经接收，但是还没有ACK的

当前的状态

假设4的ACK到了，不幸的是5的ACK丢了，6、7的数据包丢失了，这应该怎么做？

对每一个发送了，但是没有ACK的包，都设有一个定时器，超过了一定的时间就重新尝试，但是这个超时的时间如何进行评估呢，这个时间不宜过短，时间必须大于往返时间RTT，否则将会引起不必要的重传，也不宜过长，这样的超时时间变长，访问就变慢了

RTT(Round-Trip Time): 往返时延。在计算机网络中它是一个重要的性能指标，表示从发送端发送数据开始，到发送端收到来自接收端的确认（接收端收到数据后便立即发送确认），总共经历的时延。

估计往返时间需要TCP通过 采样RTT的时间，然后进行加权平均 ，计算出来一个值，并且这个值还是随着网络的状况 不断变化 的，我们成为 自适应重传算法

如果过一段时间，5、6、7都超时了，就会重新发送，接收方发现5原来接受过，于是丢弃5；6收到了，发送ACK，要求下一个是7,7不幸又丢了，当7再次超时的时候，有需要重传的时候， TCP的策略是超时间隔加倍，每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前的两倍，两次超时就说明网络环境差，不适合频繁反复发送

超时触发重传存在的问题是，超时周期可能相对较长

有一个 快速重传的机制 ，当接收方收到一个序号大于下一个所期望的报文段时，就检测到了数据流中的一个间隔，于是发送三个冗余的ACK，客户端收到后，在定时器过期之前，重传丢失的报文段

例如，接收方发现6、8、9都已经接收了，7还没来，那肯定是丢了，于是发送三个6的ACK要求下一个是7，客户端收到3个ACK就会发现7的包确实又丢了，不再等待超时，马上重发

SACK ，这种方式需要在TCP头加一个SACK的东西，可以将缓存的地图发送给发送方，例如有了ACK6、ACK8、ACK9就会知道7丢了

在对于包的确认中，同时会携带一个窗口的大小

假设窗口不变，始终为9,4的确认来的时候，会右移一个，这个时候第13个包也可以发送了

这个时候，假设发送端发送过猛，会将第三部分的10、11、12、13全部发送完毕，之后就停止发送了，未发送可发送部分为0

当对于包5的确认到达的时候，在客户端相当于窗口滑动了一格，这个时候才可以有更多的包可以发送了，接下来14可以被发送

如果接收方实在处理太慢，导致缓存中没有了空间，可以通过确认信息修改窗口的大小，甚至可以设置为0，让发送端暂时停止发送

假设接收端应用一直不读取缓存中的数据，当数据包6被确认后，窗口大小就会减小一个变为8

这个时候可以看到，接收端的窗口并没有向右移动，只是简单地将左边的标记右移一格，窗口大小变为8

如果接收端一直不处理数据，则随着确认包越来越多，窗口越来越小直到为0

如果情况变成这样， 发送方会定时发送窗口探测数据包，看看是否有机会调整窗口的大小 ，当接收方比较慢的时候，要防止低能窗口综合征， 不要空出一个字节就告诉发送方 ，然后立马被填满，可以当窗口太小的时候，不更新窗口，直到达到一定大小，或者缓冲区一般为空的时候再更新窗口

拥塞控制同样通过窗口的大小来控制，滑动窗口是为了防止发送方把接收方缓存塞满，而拥塞窗口是为了不把网络填满

LastByteSent - LastByteAcked <= min{滑动窗口， 拥塞窗口}

TCP协议是不知道真个网络路径都是什么，TCP包常被比喻为往一个谁管理灌水TCP拥塞控制就是在不堵塞，不丢包的情况下，尽量发挥带宽

网路通道的容量 = 带宽 x 往返延迟

假设往返时间为8s，发送的过程4s，返回的时间4s，每个包1024byte，过了8s，8个包都发出去了，其中4个已经到达了接收端，但是ACK还在路上，不能算是发送成功了，5-8后四个包还在路上没被接收，这个时候，整个管道刚好被撑满

如果我们在这个基础上再将窗口调大一点，会出现什么现象？

如果从发送端到接收端会经过四个设备，每个设备处理包的时间需要1s，所以4个包的话，总共的处理时间为4s，如果窗口调大，也就有可能增加发送速度，单位时间内，会有更多的包到达这些中间设备，那么处理中的设备会丢弃到多余的包，这是我们不想看到的

这个时候，我们可以为这四台设备增加缓存，处理不过来的包在队列里等待，这样就不会丢失了，但是缺点是会增加时间，在之前我们分析过只需要4s一个包即可到达发送端，但是进入缓存中多余的包肯定到达的时间是要超过4s的，如果这个时候发送方还是没有收到ACK那么就会触发超时重传， TCP的拥塞控制就是为了处理包的丢失和超时重传

一条TCP连接的开始，cwnd设置为一个报文段，一次只能发送一个，当收到这个确认的时候，cwnd +1，于是一次能够发送2个，当这两个的确认到来的时候，每个确认的cwnd + 1 ，两个确认的cwnd就可以 +2，现在可以发送4个， 这是指数级别的增长，但是有一个值sshthresh为65535字节，当超过这个值的时候不要增长得这么快了，可能快满了，再慢下来

于是，每收到一个确认后，cwnd增长1/cwnd，一共发送8个的话，当8个确认到来的时候，每个确认增加1/8，八个确认一共cwnd + 1，于是一次能够发送9个，变成了 线性增长 ，但是肯定有一天会满，这个时候就会出现拥堵，就需要慢慢等待包的处理

拥塞的一种形式是丢包，需要超时重传 ，这个时候

重新开始慢启动，这样的话，只要超时重传就感觉会回到解放前

快速重传 ，当接收端发现丢了一个中间包的时候，发送三次前一个包的ACK，于是发送端就会快速重传，不必等待超时再重传，TCP认为这种情况不严重，因为大部分没丢，只丢了一小部分

正是这种知道该快还是慢的情况下，使得时延很重要的情况下，反而降低了速度，但是 拥塞控制还是存在问题

为了优化这两个问题，有了TCP BBR拥塞算法，它企图找到一个平衡点，通过不断的加快发送速度，将管道填满，但是不会填满中间设备的缓存，因为这样时延会增加，这个平衡的时点可以很好的达到高带宽和低时延的平衡