计算机网络-传输层协议专项复习(上)

⭐️⭐️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

image.png

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需要三次握手简历连接，而UDP没有相应的简历连接的过程
    • 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？

  1. 增加 SYN 连接，也就是增加半连接队列的容量。
  2. 减少 SYN + ACK 重试次数，避免大量的超时重发。
  3. 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。
  • 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。
  • 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。

  • 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
  • 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

  • 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

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）
    在这里插入图片描述
    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

说说 TCP 的拥塞控制？

  • 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。

在这里插入图片描述

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)
  • 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

结合图片更好理解：

在这里插入图片描述

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~

⭐️⭐️ 都看到这了，求一个赞不过分吧 ，能一键三连的话那就更好啦 ❀ ，你的支持是我继续写作的动力
最后再附上我的迟到的新年祝福：祝大家身体健康，天天开心，事事顺心，心想事成，暴富暴富~~