引入

①端口号

端口号标识一个主机上进行通信的不同程序
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

②端口号划分

0 - 1023: 知名端口号, HTTP, FTP, SSH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 - 65535: 操作系统动态分配的端口号. 客户端程序的端口号, 就是由操作系统从这个范围分配的

③知名端口号

比如：

ssh服务器, 使用22端口
ftp服务器, 使用21端口
telnet服务器, 使用23端口
http服务器, 使用80端口
https服务器, 使用443
sunproxyadmin: 使用8081端口

执行命令vim /etc/services可以查看端口号

④netstat、pidof、killall、ps、 awk、xargs？？？？

netstat：
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

例如tcp：

pidof 【进程名】：查看进程的pid

killall
功能：kill和ps grep等的结合体，用来使用进程名称来杀死进程
参数：

-e：对长名称进行精确匹配；
-l：忽略大小写的不同；
-p：杀死进程所属的进程组；
-i：交互式杀死进程，杀死进程前需要进行确认；
-l：打印所有已知信号列表；
-q：如果没有进程被杀死。则不输出任何信息；
-r：使用正规表达式匹配要杀死的进程名称；
-s：用指定的进程号代替默认信号“SIGTERM”；
-u：杀死指定用户的进程

ps axj | grep 【进程名】：查看为【进程名】的所有进程
ps axj | hread -nl && ps axj | grep 【进程名】
ps axj | grep 【进程名】| grep -v grep | awk ‘{print $2}’ | xargs kill -p//第二列
gawk 列处理工具
输入记录中的每个字段都可以通过其位置来引用：$1、$2 等等。 $0 是整个记录。字段不需要被常量引用： n = 5 print $n 打印输入记录中的第五个字段
xargs ：Linux xargs 命令

⑤所有协议需要解决的两个问题：

需要解决：

如何将自己的报头和有效载荷分离的问题
任何协议都必须解决，要将自己的有效载荷交付给，上层的哪一个协议

1）UDP

①UDP协议段格式

16位UDP长度, 表示整个数据报(UDP首部+UDP数据)的最大长度;如果校验和出错, 就会直接丢弃
所有协议需要解决的两个问题(对于UDP):

通过定长报头
16位目的端口号
（1.为什么socket编程中的port是16位的因为协议是16位的 2.为什么server要绑定，因为需要向上层协议交付）

UDP或者TCP是在内核里面，tcp/ ip协议栈，本质也是Linux内核的一部分
由于Linux内核是用C语言实现的-->内核中，我们的报头其实是位段
struct udp_header {
	uint32_t src_ port: 16
	uint32_t dst_ port:16;
	uint32_t udp_ length: 16:
	uint32_t udp_ check: 16;
}
位段是一种类型，可以定义变量->开辟空间，保存数据->填充报头本质上就是给位段类型对应的变量赋值

②UDP缓冲区

sendto, recvfrom，read，write，send, recv等本质并不是把数据发送到网络中，而是将用户数据拷贝到udp/tcp的发送缓冲区，或者将内核缓冲区中的数据，拷贝到用户
OS中的传输层协议来决定什么时候发送数据，发送多少数据，丢包了该干嘛(UDP丢包了不管)

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能同时读写，全双工

③UDP特点及注意事项

UDP传输的过程.

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;(注意不可靠是中性词)
面向数据报: 不能够灵活的控制读写数据的次数和数量

注意事项：

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

④基于UDP的协议

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

2）TCP

引入

冯诺伊曼体系结构中，（硬件与硬件之间是互相独立的）独立组件是通过“线”做到数据的传导的即便是在本主机内部，各个设备间都要有自己的协议(功能性问题，比如SCSI HBA PCI …)

专门设计TCP/IP协议是因为通信的设备之间“线更长了，传播的距离更远了，数据更容易丢失

TCP解决传输过程中的可靠性问题
IP解决定位设备问题

所以万物皆可系统化，皆可网络化

①TCP协议段格式

首先：任何协议都要先解决的两个问题：

分离有效载荷 (位首部长度，定长报头+自描述报头长度4bit(包括选项) 区分报头和有效载荷)
将有效载荷传给上一层协议 ( )

TCP协议段格式：

注意：

这里的4位首部长度，单位是四字节，比如：如果报头长度20个字节，4位首部长度就是20/4=5 二进制0101
标准的TCP报头为20个字节最大报头长度为60字节（可携带选项40字节）(4位首部长度-20就可判断是否继续读取option)

32位序号和 32位确认序号

确认应答机制(ACK)保证了可靠性：

不是对最新数据的可靠性保证 (最新数据可靠性不能被保证，只有收到应答才代表发出的消息被收到，可靠) ，而是对历史数据的可靠性进行保证

TCP是全双工的：

需要保证双向可靠性，双方需要确认应答机制，并遵守

host1向host2发送消息不一定是发一条，host2回一条，可能是发送多条，host2再回复多条，在这个过程中，每个报文可能选择的路由路径都是不同的，不同路径的通畅程度也不同（不可靠）

所以，在TCP的报头中有序号，可以对报文进行顺序重排(保证按序到达)

无论是请求还是应答都是：

tcp数据段：tcp报文+有效载荷 (应答可能没有有效载荷)

为什么要有一对32位序号？

任何请求可能是应答也可能是数据发送，所以，需要确认序号，来对对方的报文进行确认，同时也需要序号来保证报文到对方的按序到达

注意：图中没有体现出带字节数据的情况

32位序号：（参考关于ISN）

初始序列号(ISN)，是客户端随机产生的一个值，初始序列号(ISN)随时间而变化的，而且不同的操作系统也会有不同的实现方式 之后序号就是对方的确认序号

32位确认序号(32位序号+1)：

告诉发送者下一次从哪里开始发
注意：确认号是第一次发送的时候是0之后是对方发来的序号+1
（比如发送方发送了一个报文段序号为301的TCP段，这个段携带了100字节数据，则接收方应当回复的确认号是401）

16位窗口大小

TCP有自己的发送缓冲区和接受缓冲区，结合到之前的socket编程

write，send…本质是将用户数据拷贝到TCP的发送缓冲区
read，recv…本质是将内核的TCP缓冲区数据，拷贝到用户的缓冲区

当发送的数据过大，对方来不及接收， 16位窗口，表明自己的接收能力（接收缓冲区中剩余的空间大小）
站在OS的角度：

这种通过互相通报自己的接收能力(16位窗口大小)给对方，以达到两个方向上的传输速度的控制叫做流量控制
同时也可以看作在网络层面上生产者消费者的应用

16位紧急指针

因为tcp是按序到达的，所以，如果想让后续的数据被优先读取并处理，是不可能的，所以TCP提供了优先处理数据的能力，就是设置TCP中的URG标志位，紧急数据标志位，结合紧急指针使用(只能有一字节的紧急数据)

在socket编程中send和recv有一个flag选项：可以填写MSG_OOB来设置紧急数据和优先处理紧急数据

send
recv

6位标志位（16位紧急指针）

标志位(0 or 1) 作用
URG(urgent) 紧急指针是否有效
ACK(acknowledgement) 确认号是否有效
PSH(push) 提示接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走
RST(reset) 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(synchronous) 请求建立连接; 我们把携带SYN标识的称为同步报文段
FIN(finish) 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

为什么一定要SYN：

服务器收到tcp报文的时候，一定会在同一时间段，收到多种报文，为了保证数据正常通信，此时接收方就使用SYN如何区分，这些报文中，哪些是断开链接，哪些是建立链接的

解释RST：

在三次握手场景中如果最后一次ACK失败，client会仍然认为建立是成功的(第三次没有应答)，server会认为建立链接失败，在这时，认为成功的client就会向server发送数据，server在建立连接失败的情况下收到数据就会向client发送RST=1，要求重新建立连接

为什么一定是三次握手：

假设我们是4次握手，也就是多了一次ACK，但是更重要的是，认为建立连接成功的一方由client变为了server
连接可能很多，OS需要管理，(维护一个链接是有成本的(时间+空间), 且建立连接并不是必须100%建立成功，如果黑客想要攻击server，只需要向server发起大量的连接请求，但是在最后一次时不接收server的ACK，这样server认为建立成功，增加大量维护连接的成本，导致瘫痪，所以我们必须使用奇数次的握手
TCP是全双工的，需要SYN - > SYN+ACK 一来一回两次验证网络信道的通畅程度，所以三次是成本最低的选择

②确认应答(ACK)机制（Linux内核 MARK）

TCP将每个字节的数据都进行了编号. 即为32位序列号(sequence number)
TCP发送与接收缓冲区，可以简单理解为字符数组char send_buffer[MAXSIZE], char recv_buffer[MAXSIZE], 数组下标就是天然的序列号(操作系统中是用其他方式实现的)

③超时重传机制

有两种情况会触发超时重传机制：

1.ACK丢包

当在间隔时间内client向server发送数据，仍会触发RST
重传SYN+ACK重复的解决方案（TCP层有去重能力，每个报文都有序列号）

2.普通丢包

间隔时间：

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