带你应付TCP/UDP高频面试问题

从6月下旬开始，上家公司告知要解散北京的除5G以外的研发团队。有点措手不及，很多知识点都没有来得及准备，而在面试中经常被问到TCP和UDP的一些细节问题。于是就有了本篇文章的总结。是参考和复制了很多前辈的总结。希望准备跳到互联网公司的程序员都能顺利通过面试。

• 面向报文（UDP）和面向字节流（TCP）的区别

面向报文的传输方式是应用层交给UDP多长的报文，UDP就照样发送，即一次发送一个报文。应用程序必须选择合适大小的报文。若报文太长，则IP层需要分片，降低效率。若太短，会是IP太小。UDP对应用层交下来的报文，既不合并，也不拆分，而是保留这些报文的边界。这也就是说，应用层交给UDP多长的报文，UDP就照样发送，即一次发送一个报文。

面向字节流的话，虽然应用程序和TCP的交互是一次一个数据块（大小不等），但TCP把应用程序看成是一连串的无结构的字节流。TCP有一个缓冲，当应用程序传送的数据块太长，TCP就可以把它划分短一些再传送。如果应用程序一次只发送一个字节，TCP也可以等待积累有足够多的字节后再构成报文段发送出去。

• TCP 、UDP数据结构

udp头比较简单，我们重点来介绍一下TCP头一些字段：

• TCP三次握手

最开始的时候客户端和服务器都是处于CLOSED状态。主动打开连接的为客户端，被动打开连接的是服务器。

1. TCP服务器进程先创建传输控制块TCB，时刻准备接受客户进程的连接请求，此时服务器就进入了LISTEN（监听）状态；

2. TCP客户进程也是先创建传输控制块TCB，然后向服务器发出连接请求报文，这是报文首部中的同部位SYN=1，同时选择一个初始序列号 seq=x *，此时，TCP客户端进程进入了 *SYN-SENT（同步已发送状态）状态。TCP规定，SYN报文段（SYN=1的报文段）不能携带数据，但需要消耗掉一个序号。

3. TCP服务器收到请求报文后，如果同意连接，则发出确认报文。确认报文中应该 ACK=1，SYN=1，确认号是ack=x+1，同时也要为自己初始化一个序列号 seq=y，此时，TCP服务器进程进入了SYN-RCVD（同步收到）状态。这个报文也不能携带数据，但是同样要消耗一个序号。

4. TCP客户进程收到确认后，还要向服务器给出确认。确认报文的ACK=1，ack=y+1，自己的序列号seq=x+1，此时，TCP连接建立，客户端进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。TCP规定，ACK报文段可以携带数据，但是如果不携带数据则不消耗序号。

5. 当服务器收到客户端的确认后也进入ESTABLISHED状态，此后双方就可以开始通信了。

三次握手主要目的是：信息对等和防止超时。防止超时导致脏连接。如果使用的是两次握手建立连接，假设有这样一种场景，客户端发送了第一个请求连接并且没有丢失，只是因为在网络结点中滞留的时间太长了，由于TCP的客户端迟迟没有收到确认报文，以为服务器没有收到，此时重新向服务器发送这条报文，此后客户端和服务器经过两次握手完成连接，传输数据，然后关闭连接。此时此前滞留的那一次请求连接，网络通畅了到达了服务器，这个报文本该是失效的，但是，两次握手的机制将会让客户端和服务器再次建立连接，这将导致不必要的错误和资源的浪费。如果采用的是三次握手，就算是那一次失效的报文传送过来了，服务端接受到了那条失效报文并且回复了确认报文，但是客户端不会再次发出确认。由于服务器收不到确认，就知道客户端并没有请求连接。

比较详细的可以参考这篇公众号文章，这里也摘抄了一部分：

https://mp.weixin.qq.com/s/aVi4CfjOEvDAAF7vlcD3rQ

三次握手才可以阻止历史重复连接的初始化（主要原因）

客户端连续发送多次 SYN 建立连接的报文，在网络拥堵等情况下：

一个「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端；那么此时服务端就会回一个 SYN + ACK 报文给客户端；客户端收到后可以根据自身的上下文，判断这是一个历史连接（序列号过期或超时），那么客户端就会发送 RST 报文给服务端，表示中止这一次连接。

如果是两次握手连接，就不能判断当前连接是否是历史连接，三次握手则可以在客户端（发送方）准备发送第三次报文时，客户端因有足够的上下文来判断当前连接是否是历史连接：

如果是历史连接（序列号过期或超时），则第三次握手发送的报文是 RST 报文，以此中止历史连接；

如果不是历史连接，则第三次发送的报文是 ACK 报文，通信双方就会成功建立连接；

所以， TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因是防止历史连接初始化了连接。

三次握手才可以同步双方的初始序列号

三次握手才可以避免资源浪费

不使用「两次握手」和「四次握手」的原因：

「两次握手」：无法防止历史连接的建立，会造成双方资源的浪费，也无法可靠的同步双方序列号；

「四次握手」：三次握手就已经理论上最少可靠连接建立，所以不需要使用更多的通信次数。

扩散问题：

既然 IP 层会分片，为什么 TCP 层还需要 MSS 呢？

1. MTU：一个网络包的最大长度，以太网中一般为 1500 字节；（注意这里不包括vlan长度）
2. MSS：除去 IP 和 TCP 头部之后，一个网络包所能容纳的 TCP 数据的最大长度

当IP层的报文超过MTU的大小时，会对报文进行分片；假如IP分片报文有丢失时，整个ip报文需要重传，会造成资源的浪费。

所以，为了达到最佳的传输效能 TCP 协议在建立连接的时候通常要协商双方的 MSS 值，当 TCP 层发现数据超过 MSS 时，则就先会进行分片，当然由它形成的 IP 包的长度也就不会大于 MTU ，自然也就不用 IP 分片了。

SYN攻击，如何避免？

我们都知道 TCP 连接建立是需要三次握手，假设攻击者短时间伪造不同 IP 地址的 SYN 报文，服务端每接收到一个 SYN 报文，就进入SYN_RCVD 状态，但服务端发送出去的 ACK + SYN 报文，无法得到未知 IP 主机的 ACK 应答，久而久之就会占满服务端的 SYN 接收队列（未连接队列），使得服务器不能为正常用户服务。

1. 避免SYN攻击1:

其中一种解决方式是通过修改 Linux 内核参数，控制队列大小和当队列满时应做什么处理。

• 当网卡接收数据包的速度大于内核处理的速度时，会有一个队列保存这些数据包。控制该队列的最大值如下参数：

net.core.netdev_max_backlog

• SYN_RCVD 状态连接的最大个数：

net.ipv4.tcp_max_syn_backlog

• 超出处理能时，对新的 SYN 直接回 RST，丢弃连接：

net.ipv4.tcp_abort_on_overflow

2.避免SYN攻击2:

开启 syncookies 功能就可以在不使用 SYN 队列的情况下成功建立连接。syncookies 是这么做的：服务器根据当前状态计算出一个值，放在己方发出的 SYN+ACK 报文中发出，当客户端返回 ACK 报文时，取出该值验证，如果合法，就认为连接建立成功，如下图所示。

• TCP四次挥手

数据传输完毕后，双方都可释放连接。最开始的时候，客户端和服务器都是处于ESTABLISHED状态，然后客户端主动关闭，服务器被动关闭。

1. 客户端进程发出连接释放报文，并且停止发送数据。释放数据报文首部，FIN=1，其序列号为seq=u（等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1），此时，客户端进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态。TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也要消耗一个序号。

2. 服务器收到连接释放报文，发出确认报文，ACK=1，ack=u+1，并且带上自己的序列号seq=v，此时，服务端就进入了CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器通知高层的应用进程，客户端向服务器的方向就释放了，这时候处于半关闭状态，即客户端已经没有数据要发送了，但是服务器若发送数据，客户端依然要接受。这个状态还要持续一段时间，也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。

3. 客户端收到服务器的确认请求后，此时，客户端就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待服务器发送连接释放报文（在这之前还需要接受服务器发送的最后的数据）。

4. 服务器将最后的数据发送完毕后，就向客户端发送连接释放报文，FIN=1，ack=u+1，由于在半关闭状态，服务器很可能又发送了一些数据，假定此时的序列号为seq=w，此时，服务器就进入了LAST-ACK（最后确认）状态，等待客户端的确认。

5. 客户端收到服务器的连接释放报文后，必须发出确认，ACK=1，ack=w+1，而自己的序列号是seq=u+1，此时，客户端就进入了TIME-WAIT（时间等待）状态。注意此时TCP连接还没有释放，必须经过2MSL（最长报文段寿命）的时间后，当客户端撤销相应的TCB后，才进入CLOSED状态。

6. 服务器只要收到了客户端发出的确认，立即进入CLOSED状态。同样，撤销TCB后，就结束了这次的TCP连接。可以看到，服务器结束TCP连接的时间要比客户端早一些。

TIME_WAIT：主动要求关闭的机器表示收到了对方的FIN报文，并发送出了ACK报文，进入TIME_WAIT状态，等2MSL后即可进入到CLOSED状态。如果FIN_WAIT_1状态下，同时收到待FIN标识和ACK标识的报文时，可以直接进入TIME_WAIT状态，而无需经过FIN_WAIT_2状态。

影响性：

在高并发短连接的TCP服务器上，当服务器处理完请求后立刻主动正常关闭连接。这个场景下会出现大量socket处于TIME_WAIT状态。如果客户端的并发量持续很高，此时部分客户端就会显示连接不上。

1. 高并发可以让服务器在短时间范围内同时占用大量端口，而端口有个0~65535的范围，并不是很多，刨除系统和其他服务要用的，剩下的就更少了。

2. 在这个场景中，短连接表示“业务处理+传输数据的时间 远远小于 TIMEWAIT超时的时间”的连接。

解决方案：简单来说，就是打开系统的TIMEWAIT重用和快速回收。

#编辑内核文件/etc/sysctl.conf，加入以下内容：
net.ipv4.tcp_syncookies = 1 表示开启SYN Cookies。当出现SYN等待队列溢出时，启用cookies来处理，可防范少量SYN攻击，默认为0，表示关闭；
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1 表示开启重用。允许将TIME-WAIT sockets重新用于新的TCP连接，默认为0，表示关闭；
net.ipv4.tcp_tw_recycle = 1 表示开启TCP连接中TIME-WAIT sockets的快速回收，默认为0，表示关闭。
net.ipv4.tcp_fin_timeout 修改系默认的 TIMEOUT 时间

CLOSE_WAIT：被动关闭的机器收到对方请求关闭连接的FIN报文，在第一次ACK应答后，马上进入CLOSE_WAIT状态。这种状态其实标识在等待关闭，并且通知应用发送剩余数据，处理现场信息，关闭相关资源。

为什么客户端最后还要等待2MSL？

MSL（Maximum Segment Lifetime），报文的最长生命周期，默认是windows 2分钟，Linux 60s，可以进行设置。

关闭连接确是四次挥手呢？

第一，保证客户端发送的最后一个ACK报文能够到达服务器，因为这个ACK报文可能丢失。站在服务器的角度看来，我已经发送了FIN+ACK报文请求断开了，客户端还没有给我回应，应该是我发送的请求断开报文它没有收到，于是服务器又会重新发送一次，而客户端就能在这个2MSL时间段内收到这个重传的报文，接着给出回应报文，并且会重启2MSL计时器。如果客户端收到服务端的FIN+ACK报文后，发送一个ACK给服务端之后就“自私”地立马进入CLOSED状态，可能会导致服务端无法确认收到最后的ACK指令，也就无法进入CLOSED状态，这是客户端不负责任的表现。

第二，防止失效请求。防止类似与“三次握手”中提到了的“已经失效的连接请求报文段”出现在本连接中。客户端发送完最后一个确认报文后，在这个2MSL时间中，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样新的连接中不会出现旧连接的请求报文。

关闭连接时，服务器收到对方的FIN报文时，仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据，而自己也未必全部数据都发送给对方了，所以己方可以立即关闭，也可以发送一些数据给对方后，再发送FIN报文给对方来表示同意现在关闭连接，因此，己方ACK和FIN一般都会分开发送，从而导致多了一次。

• 流量控制：

T CP 提供一种机制可以让「发送方」根据「接收方」的实际接收能力控制发送的数据量，这就是所谓的流量控制。

目前tcp协议中滑动窗口的大小是16位，最大65536，在RFC 1323 中提供了滑动窗口扩展的方法，使能后滑动窗口大小可以达到1GB（2的30次方）

net.ipv4.tcp_window_scaling = 1

发送窗口

发送窗口的大小是由发送缓冲区的大小决定的，可以通过下面的参数来设置：

net.ipv4.tcp_wmem = 4096        16384   4194304

第一个数值和第三个数值分别是上限和下限；中间的数值是默认的初始数值。

接收窗口

接收窗口的大小是由接收缓冲区的大小决定的，可以通过下面的参数来设置：

net.ipv4.tcp_rmem = 4096        87380   6291456

发送缓冲区自动调节的依据是待发送的数据，接收缓冲区由于只能被动地等待接收数据，它该如何自动调整呢？

可以依据空闲系统内存的数量来调节接收窗口。如果系统的空闲内存很多，就可以把缓冲区增大一些，这样传给对方的接收窗口也会变大，因而对方的发送速度就会通过增加飞行报文来提升。反之，内存紧张时就会缩小缓冲区，这虽然会减慢速度，但可以保证更多的并发连接正常工作。

发送缓冲区的调节功能是自动开启的，而接收缓冲区则需要配置 tcp_moderate_rcvbuf 为 1 来开启调节功能：

net.ipv4.tcp_moderate_rcvbuf = 1

接收缓冲区调节时，怎么判断空闲内存的多少呢？这是通过 tcp_mem 配置完成的：

net.ipv4.tcp_mem = 88560        118080  177120

tcp_mem 的 3 个值，是 Linux 判断系统内存是否紧张的依据。当 TCP 内存小于第 1 个值时，不需要进行自动调节；在第 1 和第 2 个值之间时，内核开始调节接收缓冲区的大小；大于第 3 个值时，内核不再为 TCP 分配新内存，此时新连接是无法建立的。

在高并发服务器中，为了兼顾网速与大量的并发连接，我们应当保证缓冲区的动态调整上限达到带宽时延积，而下限保持默认的 4K 不变即可。而对于内存紧张的服务而言，调低默认值是提高并发的有效手段。同时，如果这是网络 IO 型服务器，那么，调大 tcp_mem 的上限可以让 TCP 连接使用更多的系统内存，这有利于提升并发能力。需要注意的是，tcp_wmem 和 tcp_rmem 的单位是字节，而 tcp_mem 的单位是页面大小。而且，千万不要在 socket 上直接设置 SO_SNDBUF 或者 SO_RCVBUF，这样会关闭缓冲区的动态调整功能。

• 超时重传

• 拥塞控制

下图描述，满启动、拥塞避免、快速恢复个基点的拥塞窗口及满启动门限的设置：。

参考链接：

1、https://www.cnblogs.com/dadonggg/p/8778318.html

2、https://honeypps.com/network/tcp-introduction/

3、https://baijiahao.baidu.com/s?id=1664395039305097355&wfr=spider&for=pc

4、https://blog.csdn.net/qq_29373285/article/details/100927496