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Linux----网络传输层UDP/TCP

时间：2023-08-11 23:23:59

网络传输层UDP/TCP

引入①端口号②端口号划分③知名端口号④netstat、pidof、killall、ps、 awk、xargs？？？？⑤所有协议需要解决的两个问题：1）UDP①UDP协议段格式②UDP缓冲区③UDP特点及注意事项④基于UDP的协议2）TCP引入①TCP协议段格式32位序号和 32位确认序号16位窗口大小16位紧急指针6位标志位（16位紧急指针）②确认应答(ACK)机制（Linux内核 MARK）③超时重传机制⑤TIME_WAIT CLOSE_WAIT （MARK）⑥滑动窗口（发送方）理解滑动窗口高速重发控制⑦流量控制（接收方）⑧拥塞控制（网路中）（Reno NewReno MARK）⑨延迟应答和捎带应答⑩其他TCP异常情况基于TCP的应用层协议3）面向字节流4）粘包问题5）总结①TCP总结②TCP对比UDP③UDP实现可靠性④listen的第二个参数backlog⑤wireshark抓包

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443sunproxyadmin: 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: 16uint32_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
sendrecv

6位标志位（16位紧急指针）

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

⑤TIME_WAIT CLOSE_WAIT （MARK）

先看TCP三次握手和四次挥手：
三次握手：
过程：
server：[CLOSED -> LISTEN] 服务器端调用listen后进入LISTEN状态, 等待客户端连接;client：[CLOSED -> SYN_SENT] 客户端调用connect, 发送同步报文段server：[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client：[SYN_SENT -> ESTABLISHED] connect调用成功, 则进入ESTABLISHED状态, 开始读写数据;server：[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.
注意：
connect本质是发起三次握手，但是应用层并不干涉甚至关心三次握手，只关心connect返回值accept返回的本质，一定是底层已经握手完成之后，然后就可以返回对应的链接
.
写数据：
write数据，本质其实只是把数据拷贝到发送缓冲区，然后由tcp来决定什么时候发，发多少，发给谁等诸多问题!
四次挥手：
过程：
client：[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;server：[ESTABLISHED -> CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接, 服务器会收到结束报文段, 服务器返回确认报文段并进CLOSE_WAIT;client：[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;server：[CLOSE_WAIT -> LAST_ACK] 进入CLOSE_WAIT后说明服务器准备关闭连接(需要处理完之前的数据); 当服务器真正调用close关闭连接时, 会向客户端发送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)client：[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;server：[LAST_ACK -> CLOSED] 服务器收到了对FIN的ACK, 彻底关闭连接client：[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
注意：
执行close(fd),不一定明确执行close().，如果有任何一个进程退出的时候，OS会自动关闭该进程打开的文件----文件描述符的生命周期是随进程的

之前在socket编程的时候会经常出现一个问题：bind error（绑定失败），在server断开后马上绑定同一端口进行启动：
因为有TIME_WAIT，netstat命令查看
注意（TIME_WAIT：主动断开连接的一方）：
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CentOS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
为什么要有TIME_WAIT：
为了保证历史数据在网络中消散四次挥手依旧是最担心最后一个ACK丢失（较大概率保证最后一个ACK被对方收到,.从而较大概率保证链接是正确四次挥手的）
bind error解决方案：
创建好套接字之后加上这两句代码
int opt=1;setsockopt(listenfd, SOL_SOCKET ,SO_REUSEADDR, &opt, sizeof (opt));
#include <sys/types.h> /* See NOTES */
#include <sys/socket.h>
int getsockopt(int sockfd, int level, int optname, void *optval, socklen_t *optlen);
int setsockopt(int sockfd, int level, int optname, const void *optval, socklen_t optlen);
具体参考：setsockopt的常用选项

CLOSE_WAIT：被动断开连接的一方
server端断开：
注意：对于服务器上出现大量的 CLOSE_WAIT 状态, 原因就是服务器没有正确的关闭 socket, 导致四次挥手没有正确完成. 这是一个 BUG. 只需要加上对应的 close 即可解决问题
客户端断开：

⑥滑动窗口（发送方）

引入：
发送方在发送数据的时候，不一定完成了发送过程，在没有收到ACK的时候，需要暂时将这些数据保存起来
发送缓冲区分为三部分(已发送的(可被覆盖)，可以发送或还没收到ACK，尚未发送)，其中第二部分为滑动窗口
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, 如果一次发送多条数据, 就可以大大的提高性能
假如窗口大小为4，就可以省去第（1，2，3 ）（5，6，7)… 即次发送的前三个包的时间
注意：
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)（大小取决于对方的win）.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

理解滑动窗口

问1：窗口可否缩小扩大？
答：可以：解释：在发送数据后，对方的上层没有将数据取走，ACK回应包中，win变小，滑动窗口变小，反之扩大
问2：如何理解并设计滑动窗口？
tcp是面向字节流的，tcp的发送缓冲区可以看作一个char类型的send_buffer数组
(滑动窗口的本质是一段范围，可以定义一个start指向数组的一个下标标识滑动窗口最左边，end指向另一个数组下标标识滑动窗口最右边)当start=end时滑动窗口大小为0当收到包中确认序号ACK Num为2001时，start就指向数组下标2001位置，end = start+win（窗口大小）
问3：滑动窗口一直向右移动，缓冲区大小有限，会不会移出缓冲区？
答：不会解释：tcp的接收缓冲区是环状结构，end如果加完start后到达结尾，需要进行一次mod操作，回到发送缓冲区的第一部分(已经发送的数据可以被覆盖了)
问4：在开始还没有和对方建立连接的时候，不能知道对方的接收能力，发送缓冲区的大小取决于对方接收缓冲区的大小，如何得知的？
答：从握手就开始进行协商双方的接收和发送能力

高速重发控制

ACK丢包：
这种情况下并不影响，因为总是根据最后一次ACK进行设置滑动窗口的start (ACKNum之前的数据肯定已经被接收方接收到了)在下一次发送数据包的时候，并没有收到上一次发送数据包的前三个ACK，但收到了最后一个ACK，代表前三个数据包已被接收方收到
数据包丢失：
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6001了(因为2001 - 6000)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;
这种机制被称为 "高速重发控制"(也叫 "快重传"）

⑦流量控制（接收方）

如果发送方发的太快，导致接收端缓冲区变满，继续发送，会造成丢包，引发丢包重传等
TCP支持根据接收端的处理能力，决定发送端的发送速度：
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.
注意：
TCP窗口最大不止65535字节(16位)，TCP首部40字节的option中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TCP连接初始化时，通信双方使用kind=3窗口扩大因子选项来协商接收通过的窗口扩大因子, 假设TCP头部中的通告窗口大小为N，窗口扩大因子（位移数）是M，那么TCP报文段的实际接收通告窗口大小为：N * (2 M), M的取值范围为0 ～ 14可以通过cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_window_scaling查看linux中的M值，默认1

⑧拥塞控制（网路中）（Reno NewReno MARK）

当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,会导致拥塞情况更加严重
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
下图是慢启动机制：(先指数再线性)
所谓慢启动是指数增长初始时慢
TCP Tahoe算法：
当TCP开始启动的时候, ssthresh（慢启动阈值）等于窗口最大值（cwnd）大小为 1, 2, 4 或 10 MSS在每次超时重发的时候, 慢启动阈值会变成原来的一半（cwnd/2）同时拥塞窗口置回1,同时进入拥塞避免(Congestion Avoidance)阶段，在该阶段下，cwnd以线性方式增长，大约每经过一个RTT(往返时延)(相当于收到一个ACK应答)，cwnd的值就会加1
RTT若小于超时重传时间RTO,则会造成不必要的重传, 若大于RTO,则会使得网络浪费太多空间,所以综上所述,最好的就是超时重传时间RTO应略大于往返时间RTT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, 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
注意：滑动窗口=Min(win, 拥塞窗口)

⑨延迟应答和捎带应答

延迟应答：两个(N一般为2)报文一个ACK
捎带应答：ACK+Data（提高效率）

⑩其他

TCP异常情况

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.
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

基于TCP的应用层协议

HTTP HTTPS SSH Telnet FTP SMTP

3）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
由于缓冲区的存在, TCP程序的读和写不需要一一匹配
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

4）粘包问题

包指的是应用层的数据包
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
举例：http报文是通过\n来分开的，整体其实可以看作一个长字符串
解决粘包问题----明确边界：
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);
注意：TCP并不关心粘包问题，具体是上层应用层制定协议来保证的
UDP没有粘包问题：(UDP是面向数据报)
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

5）总结

①TCP总结

保证可靠性:
校验和序列号(按序到达)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)

②TCP对比UDP

TCP和UDP没有好坏只有具体场景：
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

③UDP实现可靠性

参考TCP的可靠性机制, 在应用层实现类似的逻辑
场景：聊天：
实现按序到达实现丢包重传

④listen的第二个参数backlog

backlog设为2
运行6个client向server发起连接请求
有三个为ESTABLISHED的状态另外三个为SYN_SENT
解释：
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）（后面的谁先完成三次握手就先连接，不按顺序）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）
全连接队列的长度会受到 listen 第二个参数backlog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 状态了.这个队列的长度通过上述实验可知, 是 listen 的第二个参数 + 1
注意：半链接队列长度不能太大
越靠后的，等待的时间越长维护长队列的资源不如用来提高服务器的吞吐量