TCP协议面试10连问
能不能说一说 TCP 和 UDP 的区别？
TCP是一个面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层协议。而UDP是一个面向无连接的传输层协议。
和 UDP 相比，TCP 有三大核心特性：
- 面向连接。所谓的连接，指的是客户端和服务器的连接，在双方互相通信之前，TCP 需要三次握手建立连接，而 UDP 没有相应建立连接的过程。
- 可靠性。TCP 花了非常多的功夫保证连接的可靠，主要体现在：
- TCP 会精准记录哪些数据发送了，哪些数据被对方接收了，哪些没有被接收到，而且保证数据包按序到达，不允许半点差错。这是有状态。
- 当意识到丢包了或者网络环境不佳，TCP 会根据具体情况调整自己的行为，控制自己的发送速度或者重发。这是可控制。
UDP 就是无状态, 不可控的。
- 面向字节流。UDP 的数据传输是基于数据报的，这是因为仅仅只是继承了 IP 层的特性，而 TCP 为了维护状态，将一个个 IP 包变成了字节流。
说说 TCP 三次握手的过程？为什么是三次而不是两次、四次？
TCP 的三次握手，其实是确认双方的两样能力：发送的能力和接收的能力。过程如下：
从最开始双方都处于CLOSED状态。然后服务端开始监听某个端口，进入了LISTEN状态。
然后客户端主动发起连接，发送 SYN , 自己变成了SYN-SENT状态。
服务端接收到，返回SYN和ACK(对应客户端发来的SYN)，自己变成了SYN-REVD。
之后客户端再发送ACK给服务端，自己变成了ESTABLISHED状态；服务端收到ACK之后，也变成了ESTABLISHED状态。
从图中可以看出，SYN 是需要消耗一个序列号的，下次发送对应的 ACK 序列号要加1，为什么呢？只需要记住一个规则：
凡是需要对端确认的，一定消耗TCP报文的序列号。
SYN 需要对端的确认， 而 ACK 并不需要，因此 SYN 消耗一个序列号而 ACK 不需要。
为什么不是两次？
根本原因：无法确认客户端的接收能力。
如果是两次，你现在发了 SYN 报文想握手，但是这个包滞留在了当前的网络中迟迟没有到达，TCP 以为这是丢了包，于是重传，两次握手建立好了连接。
看似没有问题，但是连接关闭后，如果这个滞留在网路中的包到达了服务端呢？这时候由于是两次握手，服务端只要接收到然后发送相应的数据包，就默认建立连接，但是现在客户端已经断开了。这就带来了连接资源的浪费。
为什么不是四次？
三次握手的目的是确认双方发送和接收的能力，那四次握手可以嘛？
当然可以，100 次都可以。但为了解决问题，三次就足够了，再多用处就不大了。
三次握手过程中可以携带数据么？
第三次握手的时候，可以携带。前两次握手不能携带数据。
如果前两次握手能够携带数据，那么一旦有人想攻击服务器，那么它只需要在第一次握手中的 SYN 报文中放大量数据，那么服务器势必会消耗更多的时间和内存空间去处理这些数据，增大了服务器被攻击的风险。
第三次握手的时候，客户端已经处于ESTABLISHED状态，并且已经能够确认服务器的接收、发送能力正常，这个时候相对安全了，可以携带数据。
同时打开会怎样？
如果双方同时发 SYN报文，状态变化会是怎样的呢？
这是一个可能会发生的情况。
状态变迁如下：
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，两个人刚上了!
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。
这就是同时打开情况下的状态变迁。
说说 TCP 四次挥手的过程
刚开始双方处于ESTABLISHED状态。
客户端要断开了，向服务器发送 FIN 报文，在 TCP 报文中的位置如下图：
发送后客户端变成了FIN-WAIT-1状态。注意, 这时候客户端同时也变成了half-close(半关闭)状态，即无法向服务端发送报文，只能接收。
服务端接收后向客户端确认，变成了CLOSED-WAIT状态。
客户端接收到了服务端的确认，变成了FIN-WAIT2状态。
随后，服务端向客户端发送FIN，自己进入LAST-ACK状态，
客户端收到服务端发来的FIN后，自己变成了TIME-WAIT状态，然后发送 ACK 给服务端。
注意了，这个时候，客户端需要等待足够长的时间，具体来说，是 2 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。
等待2MSL的意义
如果不等待会怎样？
如果不等待，客户端直接跑路，当服务端还有很多数据包要给客户端发，且还在路上的时候，若客户端的端口此时刚好被新的应用占用，那么就接收到了无用数据包，造成数据包混乱。所以，最保险的做法是等服务器发来的数据包都死翘翘再启动新的应用。
那，照这样说一个 MSL 不就不够了吗，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
这就是等待 2MSL 的意义。
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，这个时候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。
同时关闭会怎样？
如果客户端和服务端同时发送 FIN ，状态会如何变化？如图所示：
TCP 的超时重传时间是如何计算的？
TCP 具有超时重传机制，即间隔一段时间没有等到数据包的回复时，重传这个数据包。
能不能说一说 TCP 的流量控制？
对于发送端和接收端而言，TCP 需要把发送的数据放到发送缓存区, 将接收的数据放到接收缓存区。
而流量控制索要做的事情，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。
要具体理解流量控制，首先需要了解滑动窗口的概念。
TCP 滑动窗口
TCP 滑动窗口分为两种：发送窗口和接收窗口。
发送窗口
发送端的滑动窗口结构如下：
其中包含四大部分:
-
已发送且已确认 -
已发送但未确认 -
未发送但可以发送 -
未发送也不可以发送
其中有一些重要的概念，我标注在图中：
发送窗口就是图中被框住的范围。SND 即send, WND 即window, UNA 即unacknowledged, 表示未被确认，NXT 即next, 表示下一个发送的位置。
接收窗口
接收端的窗口结构如下：
REV 即 receive，NXT 表示下一个接收的位置，WND 表示接收窗口大小。
流量控制过程
以一个最简单的来回来模拟一下流量控制的过程。
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，SND.NXT 当然要右移 100 个字节，也就是说当前的可用窗口减少了 100 个字节，这很好理解。
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。
注意了，此时接收端的情况是处理能力不够用啦，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，因为缓冲队列还有 60 个字节没被应用拿走。
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。
此时对于发送端而言，已经发送且确认的部分增加 40 字节，也就是 SND.UNA 右移 40 个字节，同时发送窗口缩小为 140 个字节。
这也就是流量控制的过程。尽管回合再多，整个控制的过程和原理是一样的。
能不能说说 TCP 的拥塞控制？
上面所说的流量控制发生在发送端跟接收端之间，并没有考虑到整个网络环境的影响，如果说当前网络特别差，特别容易丢包，那么发送端就应该注意一些了。而这，也正是拥塞控制需要处理的问题。
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） -
慢启动阈值（Slow Start Threshold，ssthresh）
涉及到的算法有：
-
慢启动 -
拥塞避免 -
快速重传和快速恢复
拥塞窗口
拥塞窗口（Congestion Window，cwnd）是指目前自己还能传输的数据量大小。
那么之前介绍了接收窗口的概念，两者有什么区别呢？
- 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
限制谁呢？限制的是发送窗口的大小。
有了这两个窗口，如何来计算发送窗口？
发送窗口大小 = min(rwnd, cwnd)
取两者的较小值。而拥塞控制，就是来控制cwnd的变化。
慢启动
刚开始进入传输数据的时候，你是不知道现在的网路到底是稳定还是拥堵的，如果做的太激进，发包太急，那么疯狂丢包，造成雪崩式的网络灾难。
因此，拥塞控制首先就是要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。运作过程如下：
-
首先，三次握手，双方宣告自己的接收窗口大小 -
双方初始化自己的拥塞窗口(cwnd)大小 -
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（往返时延），cwnd 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，cwnd 变为 20，第二轮变为 40，第三轮变为 80，依次类推。
难道就这么无止境地翻倍下去？当然不可能。它的阈值叫做慢启动阈值，当 cwnd 到达这个阈值之后，好比踩了下刹车，别涨了那么快了，老铁，先 hold 住！
在到达阈值后，如何来控制 cwnd 的大小呢？
这就是拥塞避免做的事情了。
拥塞避免
原来每收到一个 ACK，cwnd 加1，现在到达阈值了，cwnd 只能加这么一点: 1 / cwnd。那你仔细算算，一轮 RTT 下来，收到 cwnd 个 ACK, 那最后拥塞窗口的大小 cwnd 总共才增加 1。
也就是说，以前一个 RTT 下来，cwnd翻倍，现在cwnd只是增加 1 而已。
当然，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
在 TCP 传输的过程中，如果发生了丢包，即接收端发现数据段不是按序到达的时候，接收端的处理是重复发送之前的 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。当发送端收到 3 个重复的 ACK 时，意识到丢包了，于是马上进行重传，不用等到一个 RTO （超时重传时间）的时间到了才重传。
这就是快速重传，它解决的是是否需要重传的问题。
选择性重传
那你可能会问了，既然要重传，那么只重传第 5 个包还是第5、6、7 个包都重传呢？
当然第 6、7 个都已经到达了，TCP 的设计者也不傻，已经传过去干嘛还要传？干脆记录一下哪些包到了，哪些没到，针对性地重传。
在收到发送端的报文后，接收端回复一个 ACK 报文，那么在这个报文首部的可选项中，就可以加上SACK这个属性，通过left edge和right edge告知发送端已经收到了哪些区间的数据报。因此，即使第 5 个包丢包了，当收到第 6、7 个包之后，接收端依然会告诉发送端，这两个包到了。剩下第 5 个包没到，就重传这个包。这个过程也叫做选择性重传(SACK，Selective Acknowledgment)，它解决的是如何重传的问题。
快速恢复
当然，发送端收到三次重复 ACK 之后，发现丢包，觉得现在的网络已经有些拥塞了，自己会进入快速恢复阶段。
在这个阶段，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
以上就是 TCP 拥塞控制的经典算法: 慢启动、拥塞避免、快速重传和快速恢复。
如何理解 TCP 的 keep-alive？
大家都听说过 http 的keep-alive, 不过 TCP 层面也是有keep-alive机制，而且跟应用层不太一样。
试想一个场景，当有一方因为网络故障或者宕机导致连接失效，由于 TCP 并不是一个轮询的协议，在下一个数据包到达之前，对端对连接失效的情况是一无所知的。
这个时候就出现了 keep-alive, 它的作用就是探测对端的连接有没有失效。
大部分的应用并没有默认开启 TCP 的keep-alive选项，为什么？
站在应用的角度:
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7200s 也就是两个小时检测一次，时间太长 -
时间再短一些，也难以体现其设计的初衷, 即检测长时间的死连接
因此是一个比较尴尬的设计。
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参考： |
