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再谈“协议”
HTTP协议
认识URL#xff1a;
urlnecode和urldecode
HTTP协议格式#xff1a;
HTTP的方法#xff1a;
简易HTTP服务器#xff1a; 传输层
再谈端口号#xff1a;
端口号范围划分#xff1a;
netstat#xff1a;
pidof
再谈“协议”
HTTP协议
认识URL
urlnecode和urldecode
HTTP协议格式
HTTP的方法
简易HTTP服务器 传输层
再谈端口号
端口号范围划分
netstat
pidof
UDP协议
UDP协议端格式
检验和的解释
UDP的特点
面向数据报
UDP的缓冲区
UDP使用注意事项
基于UDP的应用层协议
TCP协议
TCP协议段格式 编辑
超时重传机制
连接管理机制
理解TIME_WAIT状态
滑动窗口
流量控制
拥塞控制
延迟应答
捎带应答 面向字节流 粘包问题 TCP异常情况
TCP小结
基于TCP的应用层协议
TCP/UDP对比
用UDP实现可靠传输经典面试题
TCP的相关实验
理解listen的第二个参数
Linux网络编程套接字上https://blog.csdn.net/Obto_/article/details/132189802 再谈“协议” 协议是一种 约定. socket api的接口, 在读写数据时, 都是按 字符串 的方式来发送接收的. 如果我们要传输一些结构化的数据 怎么办呢?
方案一
客户端发送一个11的字符串这个字符串中会有两个操作数且都是整形两个数据之间会有一个字符是运算符数字和运算符之间没有空格....
方案二
定义结构体来表示我们需要交互的信息发送数据时将这个结构体转化成字符串接收到的数据的时候再用相同的规则把字符串转成结构体这个过程叫做“序列化”和“反序列化”
无论我们采用方案一还是方案二亦或者其他的其目的都是保证一端发送时够早的数据在另一端能够正确的进行解析这种约定就是应用层协议 HTTP协议 虽然说应用层协议可以由我们程序员自己来定但实际上已经有大佬定义了现成的又非常好用HTTP超文本传输协议就是其中之一
认识URL
平时我们俗称的“网址”其实就是URL urlnecode和urldecode
像 / ? : 等这样的字符, 已经被url当做特殊意义理解了. 因此这些字符不能随意出现. 比如, 某个参数中需要带有这些特殊字符, 就必须先对特殊字符进行转义. 转义的规则如下: 将需要转码的字符转为16进制然后从右到左取4位(不足4位直接处理)每2位做一位前面加上%编码成%XY格式 比如我搜索c那么这两个就会被转意成%2B%2B HTTP协议格式
//使用该指令可以在linux下查看url的请求
curl -I www.baidu.com首行[方法] [url] [版本]Header:请求的属性冒号分隔的禁止对每组属性之间用\n分隔遇到空行表示Header结束 Body空行后面的内容都是Body上图没有把Body截图进去太长了Body允许为空但如果Body存在则在Header会有一个Content-Length属性来表示Body的长度 ps:Header中有的属性不止图上这些这些只是较为常见的...
HTTP的方法 方法 说明支持的HTTP协议版本 GET 获取资源1.0、1.1POST传输实体主体1.0、1.1PUT传输文件1.0、1.1HEAD获得报文首部1.0、1.1DELETE删除文件1.0、1.1 OPTIONS 询问支持的方法1.1TRACE追踪路径1.1CONNECT要求用隧道协议链接代理1.1LINK建立和资源之间的联系1.0UNLINK断开链接关系1.0
HTTP的状态码
类别原因1XXInformational信息状态码接受的请求正在处理2XXSUCCESS成功状态码请求正常处理完毕3XXRedirection重定向状态码需要进行附加操作以完成请求4XXClient Error客户端错误状态码服务器无法处理请求5XXServer Error服务器错误状态码服务器处理请求出错
常见的状态码200(OK)404(Not Found)403(Forbidden)302(Redirect重定向)
504(Bad Gateway)
HTTP常见的Header Content-Type: 数据类型(text/html等)Content-Length: Body的长度Host: 客户端告知服务器, 所请求的资源是在哪个主机的哪个端口上User-Agent: 声明用户的操作系统和浏览器版本信息referer: 当前页面是从哪个页面跳转过来的location: 搭配3xx状态码使用, 告诉客户端接下来要去哪里访问Cookie: 用于在客户端存储少量信息. 通常用于实现会话(session)的功能
简易HTTP服务器
HttpServer.hpp
#pragma once#include iostream
#include signal.h
#include functional
#include Sock.hppclass HttpServer
{
public:using func_t std::functionvoid(int);private:int listensock_;uint16_t port_;Sock sock;func_t func_;public:HttpServer(const uint16_t port, func_t func) : port_(port), func_(func){listensock_ sock.Socket();sock.Bind(listensock_, port_);sock.Listen(listensock_);}void Start(){signal(SIGCHLD, SIG_IGN);for (;;){std::string clientIp;uint16_t clientPort 0;int sockfd sock.Accept(listensock_, clientIp, clientPort);if (sockfd 0)continue;if (fork() 0){close(listensock_);func_(sockfd);close(sockfd);exit(0);}close(sockfd);}}~HttpServer(){if (listensock_ 0)close(listensock_);}
}; HttpServer.cc
#include iostream
#include memory
#include cassert
#include fstream
#include sys/types.h
#include sys/stat.h
#include fcntl.h#include HttpServer.hpp
#include Usage.hpp
#include Util.hpp// 一般http都要有自己的web根目录
#define ROOT ./wwwroot // ./wwwroot/index.html
// 如果客户端只请求了一个/,我们返回默认首页
#define HOMEPAGE index.htmlvoid HandlerHttpRequest(int sockfd)
{// 1. 读取请求 for testchar buffer[10240];ssize_t s recv(sockfd, buffer, sizeof(buffer) - 1, 0);if (s 0){buffer[s] 0;// std::cout buffer --------------------\n std::endl;}std::vectorstd::string vline;Util::cutString(buffer, \n, vline);std::vectorstd::string vblock;Util::cutString(vline[0], , vblock);std::string file vblock[1];std::string target ROOT;if (file /)file /index.html;target file;std::cout target std::endl;std::string content;std::ifstream in(target);if (in.is_open()){std::string line;while (std::getline(in, line)){content line;}in.close();}std::string HttpResponse;if (content.empty())HttpResponse HTTP/1.1 404 NotFound\r\n;elseHttpResponse HTTP/1.1 200 OK\r\n;HttpResponse \r\n;HttpResponse content;send(sockfd, HttpResponse.c_str(), HttpResponse.size(), 0);
}void TestHandlerHttpRequest(int sockfd)
{std::string content h1ok1111/h1;std::string HttpResponse;if (content.empty())HttpResponse HTTP/1.1 404 NotFound\r\n;elseHttpResponse HTTP/1.1 200 OK\r\n;HttpResponse Content-Length: 11\r\n;HttpResponse \r\n;HttpResponse content;std::cout ####start################ std::endl;std::cout HttpResponse std::endl;//send(sockfd, content.c_str(), content.size(), 0);char buf[1024] {0};// const char *hello htmlheadtitleHello, World!/title/headbodyh1Hello, World!/h1pWelcome to my website./p/body/html;const char *hello content.c_str();sprintf(buf, HTTP/1.0 200 OK\nContent-Length:%lu\n\n%s, strlen(hello), hello);//write(sockfd, buf, strlen(buf));write(sockfd, HttpResponse.c_str(), strlen(HttpResponse.c_str()));// send(sockfd,hello,sizeof(hello),0);std::cout #####end############### std::endl;
}int main(int argc, char *argv[])
{if (argc ! 2){Usage(argv[0]);exit(0);}std::unique_ptrHttpServer httpserver(new HttpServer(atoi(argv[1]), TestHandlerHttpRequest));httpserver-Start();return 0;
} 传输层 负责数据能够从发送端传输接收端
再谈端口号
端口号Port标识了一个主机上进行通信的不同应用程序 在TCP/IP协议中, 用 源IP, 源端口号, 目的IP, 目的端口号, 协议号 这样一个五元组来标识一个通信(可以通过netstat -n查看); 端口号范围划分 0-1023:知名端口号HTTPFTPSSH等这些广为使用的应用层协议他们的端口号都是固定的 1024-65535OS动态分配的端口号客户端程序的端口号就是由OS从这个范围分配的
有一些服务器是非常常用的人们约定一些常用的服务器用的都是以下这些固定端口号
ssh服务器用22端口ftp服务器用21端口telnet服务器用23端口http服务器用80端口https服务器用用443端口
执行下面的命令, 可以看到知名端口号
cat /etc/services
netstat
netstat使用来查看网络状态的工具 语法netstat [选项] 功能查看网络状态 常用选项 n 拒绝显示别名能显示数字的全部转化成数字l 仅列出有在 Listen (监听) 的服務状态p 显示建立相关链接的程序名t (tcp)仅显示tcp相关选项u (udp)仅显示udp相关选项a (all)显示所有选项默认不显示LISTEN相关 pidof
查看服务器的进程id 语法pidof [进程名] 功能通过进程名查找进程id UDP协议 UDP协议端格式 16UDP长度表示整个数据报UDP首部UDP数据的最大长度如果检验和出错就会直接丢弃
检验和的解释 UDP的检验和可以帮助接收方验证接收到的UDP数据是否完整、正确并且未被损坏或篡改。发送方在发送UDP数据包时会计算数据包的检验和并将该检验和值包含在UDP头部中。接收方在接收数据包时也会重新计算数据包的检验和并将计算结果与接收到的检验和进行比较。如果两个值不相等就说明数据包在传输过程中发生了错误或篡改。 UDP的特点
UDP 传输的过程类似寄信
无连接直到对端IP和PORT直接进行传输不可靠没有确认机制没有重传机制如果网络故障导致该数据段无法发送到对端UDP协议也不会给应用层返回任何的错误信息面向数据包不能够灵活的控制读写数据的次数和数量一次就发一个完整的报文
面向数据报
应用层交给UDP多长的报文UDP原样发送不会 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 UDP的缓冲区 UDP没有真正意义上的发送缓冲区调用sendto会直接交给内核由该内核数据传给网络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数据会被丢弃 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 DNS域名解析协议 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
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位确认号会在下文详细讲述4位TCP报头长度表示该TCP头部有多少个32位bit(有多少字节);所以TCP头部最大长度是15*46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表示的称为复位报文段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位窗口大小后面详细讲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。16位紧急指针表示那部分数据是紧急数据 CRC校验 CRC校验的原理如下 首先定义一个生成多项式通常是二进制数表示为G(X)如0x8005。发送方计算数据的校验码使用生成多项式G(X)进行计算。具体计算过程是将数据按照二进制形式做除法运算除数为生成多项式G(X)。将计算得到的校验码添加到数据后面形成带有校验码的数据包然后发送给接收方。接收方使用相同的生成多项式G(X)进行计算将接收到的数据进行除法运算得到一个余数。如果接收方计算得到的余数为0则说明数据在传输过程中没有发生错误如果余数不为0则说明数据发生了错误或者被篡改。 TCP将每个字节的数据都进行编号即序列号 每一个ACK都带有对应的确认序列号意思就是告诉发送者我已经收到了这个序列号之前的所有数据下一次你从这个序列号1的后面开始发送 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问题数据无法到达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重发
当然还有下面这种情况 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
那么超时的时长如何定义
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
连接管理机制 服务端的状态转换
[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(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当前的数据当服务器真正调用close关闭连接时会响客户端发送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]服务端收到了对FIN的ACK彻底关闭连接
客户端的状态转换
[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
理解TIME_WAIT状态
可以做一个测试首先启动server,然后启动client再将Ctrl-C是server终止后再次运行server
就会绑定失败: $ ./server bind error : Address already in use 这是因为虽然server的应用程序终止了但是TCP协议层的连接并没有完全断开因此不能再监听同样的server端口 TCP协议规定,主动关闭连接的一方要处于TIME_ WAIT状态,等待两个MSL(maximum segment lifetime)的时间后才能回到CLOSED状态我们使用Ctrl-C终止了server, 所以server是主动关闭连接的一方, 在TIME_WAIT期间仍然不能再次监听同样的server端口MSL在RFC1122中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在Centos7上默认配置的值是60s可以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看msl的值
但是为什么是2MSL MSL是TCP报文的最大生存时间, 因此TIME_WAIT持续存在2MSL的话就能保证在两个传输方向上的尚未被接收或迟到的报文段都已经消失同时也是在理论上保证最后一个报文可靠到达(假设最后一个ACK丢失, 那么服务器会再重发一个FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是TCP连接还在, 仍然可以重发LAST_ACK);
在server的TCP连接没有完全断开之前不允许监听某些情况不太合理下面是解决方法 使用setsockopt()设置socket描述符的 选项SO_REUSEADDR为1, 表示允许创建端口号相同但IP地址不同的多个socket描述符
int opt 1;
setsockopt(listenfd , SOL_SOCKET , SO_REUSERADDR, opt ,sizeof(opt));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
但是这样一收一发的效率很慢就像你去超市买菜跑一趟就买一根来回跑1000趟一样
但是如果我们一次性发送多条数据就可以大大提升效率指的是你一次多带点菜回来 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 那么再这种情况出现丢包该如何重传? 情况一数据包已经到达ACK丢失了 这种情况问题不大因为可以通过后续的ACK来确认
情况二数据包直接就丢失了 当某一段报文段丢失之后, 发送端会一直收到 1001 这样的ACK, 就像是在提醒发送端 我想要的是 1001一样如果发送端主机连续三次收到了同样一个 1001 这样的应答, 就会将对应的数据 1001 - 2000 重新发送这个时候接收端收到了 1001 之后, 再次返回的ACK就是7001了(因为2001 - 7000)接收端其实之前就已经收到了, 被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中当出现三次重复的确认应答就会进行重发
这种机制也被称作高速重发控制也称“快重传”
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
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
像这样的拥塞窗口增长速度是指数级别的
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 当TCP开始启动的时候, 慢启动阈值等于窗口最大值在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半, 同时拥塞窗口置回1 少量的丢包, 我们仅仅是触发超时重传; 大量的丢包, 我们就认为网络拥塞; 当TCP通信开始后, 网络吞吐量会逐渐上升; 随着网络发生拥堵, 吞吐量会立刻下降; 拥塞控制, 归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方, 但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案
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
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个包就应答一次一般N2超时时间取200ms时间限制: 超过最大延迟时间就应答一次
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 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不同于UDP, 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; 粘包问题
首先要明确, 粘包问题中的 包 , 是指的应用层的数据包在TCP的协议头中, 没有如同UDP一样的 报文长度 这样的字段, 但是有一个序号这样的字段站在传输层的角度, TCP是一个一个报文过来的. 按照序号排好序放在缓冲区中站在应用层的角度, 看到的只是一串连续的字节数据那么应用程序看到了这么一连串的字节数据, 就不知道从哪个部分开始到哪个部分, 是一个完整的应用层数据包
那么如何避免粘包问题呢? 归根结底就是一句话, 明确两个包之间的边界
对于定长的包, 保证每次都按固定大小读取即可; 例如上面的Request结构, 是固定大小的, 那么就从缓冲区从头开始按sizeof(Request)依次读取即可对于变长的包, 可以在包头的位置, 约定一个包总长度的字段, 从而就知道了包的结束位置对于变长的包, 还可以在包和包之间使用明确的分隔符(应用层协议, 是程序猿自己来定的, 只要保证分隔符不和正文冲突即可) 对于UDP来说不存在粘包问题
对于UDP, 如果还没有上层交付数据, UDP的报文长度仍然在. 同时, UDP是一个一个把数据交付给应用层. 就有很明确的数据边界站在应用层的站在应用层的角度, 使用UDP的时候, 要么收到完整的UDP报文, 要么不收. 不会出现半个的情况 TCP异常情况
进程终止: 进程终止会释放文件描述符, 仍然可以发送FIN. 和正常关闭没有什么区别
机器重启: 和进程终止的情况相同
机器掉电/网线断开: 接收端认为连接还在, 一旦接收端有写入操作, 接收端发现连接已经不在了, 就会进行reset. 即使没有写入操作, TCP自己也内置了一个保活定时器, 会定期询问对方是否还在. 如果对方不在, 也会把连接释放 另外, 应用层的某些协议, 也有一些这样的检测机制. 例如HTTP长连接中, 也会定期检测对方的状态. 例如QQ, 在QQ 断线之后, 也会定期尝试重新连接
TCP小结 为什么TCP这么复杂? 因为要保证可靠性, 同时又尽可能的提高性能
可靠性
检验和序列号确认应答超时重发连接管理流量控制拥塞控制
提高性能
滑动窗口快速重传延迟应答捎带应答
其他
定时器超时重传定时器保活定时器TIME_WAIT定时器等
基于TCP的应用层协议
HTTPHTTPSSSHTelnetFTPSMTP还有你自己写TCP程序自定义的应用层协议 TCP/UDP对比 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
用UDP实现可靠传输经典面试题
参考tcp的可靠性机制
引入序列号保证数据顺序引入确认应答确保对端收到了数据引出超时重传如果隔一段时间没有应答就重发数据 TCP的相关实验 理解listen的第二个参数
这里将listen的第二个参数改成2并且不调用accept
test.server.cc
#include tcp_socket.hpp
int main(int argc, char *argv[])
{if (argc ! 3){printf(Usage ./test_server [ip] [port]\n);return 1;}TcpSocket sock;bool ret sock.Bind(argv[1], atoi(argv[2]));if (!ret){return 1;}ret sock.Listen(2);if (!ret){return 1;}// 客户端不进行 acceptwhile (1){sleep(1);}return 0;
}
test.client.cc
#include tcp_socket.hpp
int main(int argc, char *argv[])
{if (argc ! 3){printf(Usage ./test_client [ip] [port]\n);return 1;}TcpSocket sock;bool ret sock.Connect(argv[1], atoi(argv[2]));if (ret){printf(connect ok\n);}else{printf(connect failed\n);}while (1){sleep(1);}return 0;
}此时启动 3 个客户端同时连接服务器, 用 netstat 查看服务器状态, 一切正常. 但是启动第四个客户端时, 发现服务器对于第四个连接的状态存在问题了
客户端状态正常, 但是服务器端出现了 SYN_RECV 状态, 而不是 ESTABLISHED 状态
这是因为, Linux内核协议栈为一个tcp连接管理使用两个队列
半链接队列用来保存处于SYN_SENT和SYN_RECV状态的请求全连接队列accpetd队列用来保存处于established状态但是应用层没有调用accept取走的请求
而全连接队列的长度会受到 listen 第二个参数的影响全连接队列满了的时候, 就无法继续让当前连接的状态进入 established 状态这个队列的长度通过上述实验可知, 是 listen 的第二个参数 1
