浅谈TCP和UDP协议

TCP和UDP的区别

例如：TCP提供可靠交付

1. 无差错
2. 不丢失
3. 不重复
4. 按序到达

而UDP更像，前面那讲提到过的，IP包，不保证不丢失，不保证按顺序到达

再比如，TCP面向字节流，发送没头没尾，IP包是一个一个的包，UDP继承了IP的特性，基于数据报，一个一个发，一个一个收

还有TCP是有拥塞控制的，可以根据情况调整自己的行为，看看是不是发快了，要不要发慢一点，UDP就不会，应用让我发，我就发，管它能不能接收

所以也可以说，TCP其实是有一个有状态服务，通俗的讲就是有脑子的，错一点都不行，而UDP是无状态服务，没有脑子，像发啥就发出去了

我们可以这样比喻，如果 MAC 层定义了本地局域网的传输行为，IP 层定义了整个网络端到端的传输行为，这两层基本定义了这样的基因：网络传输是以包为单位的，二层叫帧，网络层叫包，传输层叫段。我们笼统地称为包。包单独传输，自行选路，在不同的设备封装解封装，不保证到达。基于这个基因，生下来的孩子 UDP 完全继承了这些特性，几乎没有自己的思想。

UDP

特点：

1. 沟通简单，没有大量的数据结构，处理逻辑，包头字段
2. 可以传多个数据，也可以接收多个数据
3. 不知道什么时候该进行发包的拥塞控制，无论网络丢包成啥样了，它该怎么发还怎么发

使用场景

第一，需要资源少，在网络情况比较好的内网，或者对于丢包不敏感的应用

DHCP 就是基于 UDP 协议的。一般的获取 IP 地址都是内网请求，而且一次获取不到 IP 又没事，过一会儿还有机会。我们讲过 PXE 可以在启动的时候自动安装操作系统，操作系统镜像的下载使用的 TFTP，这个也是基于 UDP 协议的。在还没有操作系统的时候，客户端拥有的资源很少，不适合维护一个复杂的状态机，而且因为是内网，一般也没啥问题。

第二，不需要一对一沟通，建立连接，而是可以广播的应用。

UDP 的不面向连接的功能，可以使得可以承载广播或者多播的协议。

第三，需要处理速度快，时延低，可以容忍少数丢包，但是要求即便网络拥塞，也毫不退缩，一往无前的时候。

UDP 简单、处理速度快，不像 TCP 那样，操这么多的心，各种重传啊，保证顺序啊，前面的不收到，后面的没法处理啊。不然等这些事情做完了，时延早就上去了。而 TCP 在网络不好出现丢包的时候，拥塞控制策略会主动的退缩，降低发送速度，这就相当于本来环境就差，还自断臂膀，用户本来就卡，这下更卡了。

当前很多应用都是要求低时延的，它们可不想用 TCP 如此复杂的机制，而是想根据自己的场景，实现自己的可靠和连接保证。例如，如果应用自己觉得，有的包丢了就丢了，没必要重传了，就可以算了，有的比较重要，则应用自己重传，而不依赖于 TCP。有的前面的包没到，后面的包到了，那就先给客户展示后面的嘛，干嘛非得等到齐了呢？如果网络不好，丢了包，那不能退缩啊，要尽快传啊，速度不能降下来啊，要挤占带宽，抢在客户失去耐心之前到达。

如果你实现的应用需要有自己的连接策略，可靠保证，时延要求，使用 UDP，然后再应用层实现这些是再好不过了。从而引出，UDP的变形

UDP变形

QUIC协议

QUIC（全称 Quick UDP Internet Connections，快速 UDP 互联网连接）是 Google 提出的一种基于 UDP 改进的通信协议，其目的是降低网络通信的延迟，提供更好的用户互动体验。

原来访问网页和手机 APP 都是基于 HTTP 协议的。HTTP 协议是基于 TCP 的，建立连接都需要多次交互，对于时延比较大的目前主流的移动互联网来讲，建立一次连接需要的时间会比较长，然而既然是移动中，TCP 可能还会断了重连，也是很耗时的。而且目前的 HTTP 协议，往往采取多个数据通道共享一个连接的情况，这样本来为了加快传输速度，但是 TCP 的严格顺序策略使得哪怕共享通道，前一个不来，后一个和前一个即便没关系，也要等着，时延也会加大。

QUIC 在应用层上，会自己实现快速连接建立、减少重传时延，自适应拥塞控制

直播中的帧

还有就是在网络不好的时候，TCP协议会主动降低发送速度，这对本来当时就卡的看视频来讲是要命的，应该应用层马上重传，而不是主动让步。因而，很多直播应用，都基于 UDP 实现了自己的视频传输协议。

嵌入式

对于嵌入式来讲，他们本身可能就是一个内存非常小的芯片，维护TCP协议代价太大，如果是对实时性要求高的产品，那么TCP的哪些也导致延迟更大

TCP

TCP是靠谱的协议，但是这不能说明它面临的网络环境好。从 IP 层面来讲，如果网络状况的确那么差，是没有任何可靠性保证的，而作为 IP 的上一层 TCP 也无能为力，唯一能做的就是更加努力，不断重传，通过各种算法保证。也就是说，对于 TCP 来讲，IP 层你丢不丢包，我管不着，但是我在我的层面上，会努力保证可靠性。

状态位：例如：SYN是发起一个连接，ACK是回复，RST是重新连接，FIN是结束连接，TCP 是面向连接的，因而双方要维护连接的状态，这些带状态位的包的发送，会引起双方的状态变更。

TCP要做流量控制，通信双方各声明一个窗口，标识自己当前能够处理的能力，别发送的太快，也别发送的太慢

总结下来就这几个：

1. 顺序问题
2. 丢包问题
3. 连接维护
4. 流量控制
5. 拥塞控制

TCP三次握手

指建立一个TCP连接时，需要客户端和服务器总共发送3个包

三次握手的目的是连接服务器指定端口，建立TCP连接,并同步连接双方的序列号和确认号并交换 TCP 窗口大小信息.在socket编程中，客户端执行connect()时。将触发三次握手。

请求 -> 应答 -> 应答之应答

那么我们再来讨论一下，为什么是三次握手，而不是俩次，或四次？

我们还是假设这个通路是非常不可靠的，A 要发起一个连接，当发了第一个请求杳无音信的时候，会有很多的可能性，比如第一个请求包丢了，再如没有丢，但是绕了弯路，超时了，还有 B 没有响应，不想和我连接。A 不能确认结果，于是再发，再发。终于，有一个请求包到了 B，但是请求包到了 B 的这个事情，目前 A 还是不知道的，A 还有可能再发。B 收到了请求包，就知道了 A 的存在，并且知道 A 要和它建立连接。如果 B 不乐意建立连接，则 A 会重试一阵后放弃，连接建立失败，没有问题；如果 B 是乐意建立连接的，则会发送应答包给 A。当然对于 B 来说，这个应答包也是一入网络深似海，不知道能不能到达 A。这个时候 B 自然不能认为连接是建立好了，因为应答包仍然会丢，会绕弯路，或者 A 已经挂了都有可能。而且这个时候 B 还能碰到一个诡异的现象就是，A 和 B 原来建立了连接，做了简单通信后，结束了连接。还记得吗？A 建立连接的时候，请求包重复发了几次，有的请求包绕了一大圈又回来了，B 会认为这也是一个正常的的请求的话，因此建立了连接，可以想象，这个连接不会进行下去，也没有个终结的时候，纯属单相思了。因而两次握手肯定不行。B 发送的应答可能会发送多次，但是只要一次到达 A，A 就认为连接已经建立了，因为对于 A 来讲，他的消息有去有回。A 会给 B 发送应答之应答，而 B 也在等这个消息，才能确认连接的建立，只有等到了这个消息，对于 B 来讲，才算它的消息有去有回。当然 A 发给 B 的应答之应答也会丢，也会绕路，甚至 B 挂了。按理来说，还应该有个应答之应答之应答，这样下去就没底了。所以四次握手是可以的，四十次都可以，关键四百次也不能保证就真的可靠了。只要双方的消息都有去有回，就基本可以了。好在大部分情况下，A 和 B 建立了连接之后，A 会马上发送数据的，一旦 A 发送数据，则很多问题都得到了解决。例如 A 发给 B 的应答丢了，当 A 后续发送的数据到达的时候，B 可以认为这个连接已经建立，或者 B 压根就挂了，A 发送的数据，会报错，说 B 不可达，A 就知道 B 出事情了。当然你可以说 A 比较坏，就是不发数据，建立连接后空着。我们在程序设计的时候，可以要求开启 keepalive 机制，即使没有真实的数据包，也有探活包。另外，你作为服务端 B 的程序设计者，对于 A这种长时间不发包的客户端，可以主动关闭，从而空出资源来给其他客户端使用。

三次握手确立俩件事情：

1. 各自确认对方的存在
2. 约定初始的数据包的序列号

TCP四次挥手

握手完了，AB说一句“拜拜了”，好聚好散，这也就是我们常说的四次挥手

这个时候，还只是 A 不想玩了，也即 A 不会再发送数据，但是 B 能不能在 ACK 的时候，直接关闭呢？当然不可以了，很有可能 A 是发完了最后的数据就准备不玩了，但是 B 还没做完自己的事情，还是可以发送数据的，所以称为半关闭的状态。这个时候 A 可以选择不再接收数据了，也可以选择最后再接收一段数据，等待 B 也主动关闭。

这是不是很诡异？，和平分手，一般是不存在的，

A 开始说“不玩了”，B 说“知道了”，这个回合，是没什么问题的，因为在此之前，双方还处于合作的状态，如果 A 说“不玩了”，没有收到回复，则 A 会重新发送“不玩了”。但是这个回合结束之后，就有可能出现异常情况了，因为已经有一方率先撕破脸。

一种情况是，A 说完“不玩了”之后，直接跑路，是会有问题的，因为 B 还没有发起结束，而如果 A 跑路，B 就算发起结束，也得不到回答，B 就不知道该怎么办了。另一种情况是，A 说完“不玩了”，B 直接跑路，也是有问题的，因为 A 不知道 B 是还有事情要处理，还是过一会儿会发送结束。

断开的时候，我们可以看到，当 A 说“不玩了”，就进入 FIN_WAIT_1 的状态，B 收到“A 不玩”的消息后，发送知道了，就进入 CLOSE_WAIT 的状态。

A 收到“B 说知道了”，就进入 FIN_WAIT_2 的状态，如果这个时候 B 直接跑路，则 A 将永远在这个状态。TCP 协议里面并没有对这个状态的处理，但是 Linux 有，可以调整 tcp_fin_timeout 这个参数，设置一个超时时间。

如果 B 没有跑路，发送了“B 也不玩了”的请求到达 A 时，A 发送“知道 B 也不玩了”的 ACK 后，从 FIN_WAIT_2 状态结束，按说 A 可以跑路了，但是最后的这个 ACK 万一 B 收不到呢？则 B 会重新发一个“B 不玩了”，这个时候 A 已经跑路了的话，B 就再也收不到 ACK 了，因而 TCP 协议要求 A 最后等待一段时间 TIME_WAIT，这个时间要足够长，长到如果 B 没收到 ACK 的话，“B 说不玩了”会重发的，A 会重新发一个 ACK 并且足够时间到达 B。

A 直接跑路还有一个问题是，A 的端口就直接空出来了，但是 B 不知道，B 原来发过的很多包很可能还在路上，如果 A 的端口被一个新的应用占用了，这个新的应用会收到上个连接中 B 发过来的包，虽然序列号是重新生成的，但是这里要上一个双保险，防止产生混乱，因而也需要等足够长的时间，等到原来 B 发送的所有的包都死翘翘，再空出端口来。

等待的时间设为 2MSL，MSL 是 Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个 TTL 域，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。协议规定 MSL 为 2 分钟，实际应用中常用的是 30 秒，1 分钟和 2 分钟等。

还有一个异常情况就是，B 超过了 2MSL 的时间，依然没有收到它发的 FIN 的 ACK，怎么办呢？按照 TCP 的原理，B 当然还会重发 FIN，这个时候 A 再收到这个包之后，A 就表示，我已经在这里等了这么长时间了，已经仁至义尽了，之后的我就都不认了，于是就直接发送 RST，B 就知道 A 早就跑了。

TCP状态机