四步帮你弄明白网络编程之第三步

目录

摘要

一：UDP协议

1.1 UDP的的特点

1.2面向数据报

1.3 UDP的缓冲区

1.4 UDP使用注意事项

二：TCP协议

2.1 TCP协议段格式

2.2 确认应答机制（ACK）

2.3 超时重传机制

2.4 连接管理机制

2.4.1服务端状态转化:

2.4.2 客户端状态转化:

2.5 滑动窗口

2.6 流量控制

2.7 拥塞控制

2.8 延迟应答

2.9 捎带应答 

2.10 面向字节流

三：TCP和UDP对比

四：网络层

4.1 ip协议

4.2 网段划分

总结

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摘要

网络这块是个重点也是个难点，大家在学习网络编程的时候，不知道有没有这样的困扰，明明每个知识点都听懂了但却又不完全懂。于是我在仔细学习大量相关知识的同时，通过自己的话语以一个读者的口吻将它们再叙述分析一遍，希望大家看了能有所收获，欢迎后台私聊交流，共同进步。

一：UDP协议

1.1 UDP的的特点

UDP 传输的过程类似于寄信 .

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

重点：UDP是不“可靠传输”

1.2面向数据报

应用层交给 UDP 多长的报文 , UDP 原样发送 , 既不会拆分 , 也不会合并 ;

用 UDP 传输 100 个字节的数据 :

如果发送端调用一次 sendto, 发送 100 个字节 , 那么接收端也必须调用对应的一次 recvfrom, 接收 100 个字

节 ; 而不能循环调用 10 次 recvfrom, 每次接收 10 个字节 ;

1.3 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 的 socket 既能读 , 也能写 , 这个概念叫做 全双工

1.4 UDP使用注意事项

我们注意到 , UDP 协议首部中有一个 16 位的最大长度 . 也就是说一个 UDP 能传输的数据最大长度是 64K( 包含 UDP 首部 ).

然而 64K 在当今的互联网环境下 , 是一个非常小的数字 .

如果我们需要传输的数据超过 64K, 就需要在应用层手动的分包 , 多次发送 , 并在接收端手动拼装 ;

基于 UDP 的应用层协议

NFS: 网络文件系统

TFTP: 简单文件传输协议

DHCP: 动态主机配置协议

BOOTP: 启动协议 ( 用于无盘设备启动 )

DNS: 域名解析协议

当然 , 也包括你自己写 UDP 程序时自定义的应用层协议 ;

二：TCP协议

TCP 全称为 " 传输控制协议 (Transmission Control Protocol"). 人如其名 , 要对数据的传输进行一个详细的控制 ;

2.1 TCP协议段格式

 

源 / 目的端口号 : 表示数据是从哪个进程来 , 到哪个进程去 ;

32 位序号 /32 位确认号 : 后面详细讲 ;

4 位 TCP 报头长度 : 表示该 TCP 头部有多少个 32 位 bit( 有多少个 4 字节 ); 所以 TCP 头部最大长度是 15 * 4 = 60

6 位标志位 :

URG: 紧急指针是否有效

ACK: 确认号是否有效

PSH: 提示接收端应用程序立刻从 TCP 缓冲区把数据读走

RST: 对方要求重新建立连接 ; 我们把携带 RST 标识的称为 复位报文段

SYN: 请求建立连接 ; 我们把携带 SYN 标识的称为 同步报文段

FIN: 通知对方 , 本端要关闭了 , 我们称携带 FIN 标识的为 结束报文段

16 位窗口大小 : 后面再说

16 位校验和 : 发送端填充 , CRC 校验 . 接收端校验不通过 , 则认为数据有问题 . 此处的检验和不光包含 TCP 首部 , 也

包含 TCP 数据部分 .

16 位紧急指针 : 标识哪部分数据是紧急数据 ;

40 字节头部选项 : 暂时忽略 ;

2.2 确认应答机制（ACK）

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; 下一次你从哪里开始发.

2.3 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 未收到 B 发来的确认应答 , 也可能是因为 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 .

那么 , 如果超时的时间如何确定 ?

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 ;

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 .

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 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 .

2.4 连接管理机制

在正常情况下 , TCP 要经过三次握手建立连接 , 四次挥手断开连接

 

2.4.1服务端状态转化:

[CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用 listen 后进入 LISTEN 状态 , 等待客户端连接 ; [LISTEN -> SYN_RCVD] 一旦监听到连接请求 ( 同步报文段 ), 就将该连接放入内核等待队列中 , 并向客户端发

送 SYN 确认报文 .

[SYN_RCVD -> ESTABLISHED] 服务端一旦收到客户端的确认报文 , 就进入 ESTABLISHED 状态 , 可以进行读

写数据了 .

[ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接 ( 调用 close), 服务器会收到结束报文段 , 服务器返

回确认报文段并进入 CLOSE_WAIT;

[CLOSE_WAIT -> LAST_ACK] 进入 CLOSE_WAIT 后说明服务器准备关闭连接 ( 需要处理完之前的数据 ); 当服

务器真正调用 close 关闭连接时 , 会向客户端发送 FIN, 此时服务器进入 LAST_ACK 状态 , 等待最后一个 ACK 到

来 ( 这个 ACK 是客户端确认收到了 FIN)

[LAST_ACK -> CLOSED] 服务器收到了对 FIN 的 ACK, 彻底关闭连接

2.4.2 客户端状态转化:

[CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用 connect, 发送同步报文段 ;

[SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect 调用成功 , 则进入 ESTABLISHED 状态 , 开始读写数据 ;

[ESTABLISHED -> FIN_WAIT_1] 客户端主动调用 close 时 , 向服务器发送结束报文段 , 同时进入 FIN_WAIT_1;

[FIN_WAIT_1 -> FIN_WAIT_2] 客户端收到服务器对结束报文段的确认 , 则进入 FIN_WAIT_2, 开始等待服务

器的结束报文段 ;

[FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT] 客户端收到服务器发来的结束报文段 , 进入 TIME_WAIT, 并发出 LAST_ACK;

[TIME_WAIT -> CLOSED] 客户端要等待一个 2MSL(Max Segment Life, 报文最大生存时间 ) 的时间 , 才会进

入 CLOSED 状态 .

下图是 TCP 状态转换的一个汇总 :

 

较粗的虚线表示服务端的状态变化情况 ;

较粗的实线表示客户端的状态变化情况 ; CLOSED 是一个假想的起始点 , 不是真实状态 ;

2.5 滑动窗口

刚才我们讨论了确认应答策略 , 对每一个发送的数据段 , 都要给一个 ACK 确认应答 . 收到 ACK 后再发送下一个数据段 . 这

样做有一个比较大的缺点 , 就是性能较差 . 尤其是数据往返的时间较长的时候 .

 

既然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 ;

2.6 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大小放入 TCP 首部中的 " 窗口大小 " 字段 , 通过 ACK 端通知发送端 ;

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。

 

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢 ? 回忆我们的 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 ;

2.7 拥塞控制

虽然 TCP 有了滑动窗口这个大杀器 , 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。

2.8 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;

一定要记得 , 窗口越大 , 网络吞吐量就越大 , 传输效率就越高 . 我们的目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效

率 ;

那么所有的包都可以延迟应答么 ? 肯定也不是 ;

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。

2.9 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" 一起回给客户端。

 

2.10 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 ;

三：TCP和UDP对比

我们说了 TCP 是可靠连接 , 那么是不是 TCP 一定就优于 UDP 呢 ? TCP 和 UDP 之间的优点和缺点 , 不能简单 , 绝对的进行比

较

TCP 用于可靠传输的情况 , 应用于文件传输 , 重要状态更新等场景 ;

UDP 用于对高速传输和实时性要求较高的通信领域 , 例如 , 早期的 QQ, 视频传输等 . 另外 UDP 可以用于广播 ;

归根结底 , TCP 和 UDP 都是程序员的工具 , 什么时机用 , 具体怎么用 , 还是要根据具体的需求场景去判定 .

四：网络层

4.1 ip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 (version): 指定 IP 协议的版本 , 对于 IPv4 来说 , 就是 4. 4 位头部长度 (header length): IP 头部的长度是多少个 32bit, 也就是 length * 4 的字节数 . 4bit 表示最大的

数字是 15, 因此 IP 头部最大长度是 60 字节 .

8 位服务类型 (Type Of Service): 3 位优先权字段 ( 已经弃用 ), 4 位 TOS 字段 , 和 1 位保留字段 ( 必须置为 0). 4 位

TOS 分别表示 : 最小延时 , 最大吞吐量 , 最高可靠性 , 最小成本 . 这四者相互冲突 , 只能选择一个 . 对于

ssh/telnet 这样的应用程序 , 最小延时比较重要 ; 对于 ftp 这样的程序 , 最大吞吐量比较重要 .

16 位总长度 (total length): IP 数据报整体占多少个字节 .

16 位标识 (id): 唯一的标识主机发送的报文 . 如果 IP 报文在数据链路层被分片了 , 那么每一个片里面的这个 id

都是相同的 .

3 位标志字段 : 第一位保留 ( 保留的意思是现在不用 , 但是还没想好说不定以后要用到 ). 第二位置为 1 表示禁

止分片 , 这时候如果报文长度超过 MTU, IP 模块就会丢弃报文 . 第三位表示 " 更多分片 ", 如果分片了的话 , 最

后一个分片置为 1, 其他是 0. 类似于一个结束标记 .

13 位分片偏移 (framegament offffset): 是分片相对于原始 IP 报文开始处的偏移 . 其实就是在表示当前分片在

原报文中处在哪个位置 . 实际偏移的字节数是这个值 * 8 得到的 . 因此 , 除了最后一个报文之外 , 其他报文的

长度必须是 8 的整数倍 ( 否则报文就不连续了 ).

8 位生存时间 (Time To Live, TTL): 数据报到达目的地的最大报文跳数 . 一般是 64. 每次经过一个路由 , TTL -=

1, 一直减到 0 还没到达 , 那么就丢弃了 . 这个字段主要是用来防止出现路由循环

8 位协议 : 表示上层协议的类型

16 位头部校验和 : 使用 CRC 进行校验 , 来鉴别头部是否损坏 .

32 位源地址和 32 位目标地址 : 表示发送端和接收端 .

选项字段 ( 不定长 , 最多 40 字节 ): 

4.2 网段划分

IP 地址分为两个部分 , 网络号和主机号

网络号 : 保证相互连接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 ;

 

不同的子网其实就是把网络号相同的主机放到一起 .

如果在子网中新增一台主机 , 则这台主机的网络号和这个子网的网络号一致 , 但是主机号必须不能和子网中

的其他主机重复 .

通过合理设置主机号和网络号 , 就可以保证在相互连接的网络中 , 每台主机的 IP 地址都不相同 .

那么问题来了 , 手动管理子网内的 IP, 是一个相当麻烦的事情 .

有一种技术叫做 DHCP, 能够自动的给子网内新增主机节点分配 IP 地址 , 避免了手动管理 IP 的不便 .

一般的路由器都带有 DHCP 功能 . 因此路由器也可以看做一个 DHCP 服务器 .

过去曾经提出一种划分网络号和主机号的方案 , 把所有 IP 地址分为五类 , 如下图所示 ( 该图出 自 [TCPIP]) 。

 

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

随着 Internet 的飞速发展 , 这种划分方案的局限性很快显现出来 , 大多数组织都申请 B 类网络地址 , 导致 B 类地址很快就分

配完了 , 而 A 类却浪费了大量地址 ;

例如 , 申请了一个 B 类地址 , 理论上一个子网内能允许 6 万 5 千多个主机 . A 类地址的子网内的主机数更多 .

然而实际网络架设中 , 不会存在一个子网内有这么多的情况 . 因此大量的 IP 地址都被浪费掉了 .

针对这种情况提出了新的划分方案 , 称为 CIDR(Classless Interdomain Routing):

引入一个额外的子网掩码 (subnet mask) 来区分网络号和主机号 ;

子网掩码也是一个 32 位的正整数 . 通常用一串 "0" 来结尾 ;

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 ;

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 ;

总结

这段时间考试给我丫的喘不过气来，感觉电子信息太卷了，不知道大家是不是这样呢?忙完第一时间来维护我的博客，编程真的是熟能生巧，一段时间不咋敲代码，感觉啥也不会了，码文不易。大家多多互动，感激不尽！