《TCP-IP详解卷一》笔记

TCP/IP的分层

数据的分用(以太网数据上来之后具体传到哪个上次协议的过程)

链路层

以太网封装格
最大传输单元MTU 以太网 1500字节

IP网际协议(不可靠、无连接)

IP首部

ARP 地址解析协议（ARP为I P地址到对应的硬件地址之间提供动态映射）

通信双方为什么必须知道对方的硬件地址(网络接口的硬件地址)？

在链路层协议中的目的地址和源地址都是硬件地址，链路层是不认识IP地址的（链路层为什么不能设计成认识IP地址的呢？因为他要适应不同的网络层协议，比如既要适应TCP/IP协议，也要适应某种PC网络软件）

ARP和RARP

【ARP协议】 32位Internet地址 ------> 48位以太网地址 【RARP协议】

ARP如何获取某一IP地址对应的硬件地址

ARP发送广播以太网数据帧，“你们谁是这个IP地址的拥有者呀？请回复！” 电缆上的所有以太网接口都要接收广播的数据帧。目的主机的A R P层收到这份广播报文后，识别出这是发送端在寻问它的 IP地址，于是发送一个ARP应答。这个ARP应答包含I P地址及对应的硬件地址。

每次网络层发送数据，ARP都要广播获取对方的硬件地址吗？

不是的，ARP有一个告诉缓存，arp -a 命令可查。

RARP 逆地址解析协议

逆地址解析协议有什么用

具有本地磁盘的系统引导时，从磁盘上读取配置文件中的相应的IP地址就可以了，但是无盘系统的引导则需要RARP协议，发送一份RARP请求（广播），以求某主机响应IP地址

ICMP: Internet控制报文协议（用于传递差错报文及其他需要注意的信息）

注意并不是ICMP请求才会有ICMP应答。ICMP是用来传递差错报文的，即使没有ICMP请求，如果网络传输中出现了错误，也会有ICMP应答报文。

PING 程序

该程序发送ICMP回显请求，并等待ICMP回显应答
Ping source code https://www.geeksforgeeks.org/ping-in-c/

TRACEROUTE 程序

traceroute实现的原理大致是怎样的？

start -> A ->B ->C -> Des

start是traceroute所在的服务器，Des是目的服务器，他们间隔A,B,C三个路由器。traceroute先发送一分TTL为1的IP数据包(目的地址是Des),A接受到后将TTL减1，由于A并不是目的地址且TTL已经变为0，所以A回复start ICMP差错报文；start再发送TTL为2的IP数据包，同理可知start再次受到了B的ICMP超时报文；C同理；start发送的IP数据包终于到达了Des,Des此时不再回复ICMP超时报文，traceroute程序发送的其实是UDP数据包给Des,端口大于30000，这个端口不可能被使用，于是Des给start回复端口不可达报文，start就知道目的地址到了，这一路上经过的站点也都知道了。

traceroute source code https://github.com/openbsd/src/blob/master/usr.sbin/traceroute/traceroute.c

IP 选路

选路是IP最重要的功能之一。本机的数据报本机一定会选路往下传，但是别的机器产生的数据包，必须把机器配成路由器，否则数据报的目的地址不是本机就被丢弃了。
netstat -rn 打印路由表

U: 该路由可以使用

G: 该路由是一个网关,它可以区分直接路由和间接路由

H: 该路由是一个主机，目的地址是一个完整的主机地址，没有该标志说明目的地址是一个网络地址

ICMP重定向差错报文可以优化路由

UDP：用户数据报协议

UDP是面向数据包的（而TCP是面向流字符的）。面向数据报与面向流字符到底是什么区别呢？

简而言之就是UDP在传输数据时是以数据报为单位的，不会进行拆分。而TCP由于有缓冲区这个东西的存在，它会对数据进行拆分，也可能会合并。见https://blog.****.net/****_kou/article/details/82083661

域名系统

域名系统是一种用于TCP/IP应用程序的分布式（Internet上的单个站点不能拥有所有信息）数据库，它提供主机名字和IP地址之间的转换及有关电子邮件的选路信息。

TCP连接的建立与终止

TCP是面向连接的协议。无论哪一方向另一方发送数据之前，都必须先在双方之间建立一条连接。
tcpdump对tcp首部中部分比特的字符表示

三次握手及四次挥手
TCP连接是全双工，即数据在两个方向上能同时传送
收到一个FIN只意味着这一个方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。（半关闭）
TCP连接建立的超时时间：75s
最大报文段长度MSS，是在TCP传往另一段的最大报文段的长度。建立连接时，会进行MSS的协商
TCP半关闭，比较少用。调用close则两端都关闭，调用shutdown可以实现半关闭
TCP正常连接建立和终止所对应的状态

其中的TIME_WAIT状态又成为2MSL（两倍的报文段最大生存时间）状态，至于为什么要让主动发起关闭的客户端的等待2MSL之后再变为CLOSE状态呢，主要有两方面的原因； 1. 防止客户端最后发出的ACK报文服务器没有收到，这时候服务器会重传FIN|+ACK, 由于客户端还处于TIME_WAIT因此可以收到，也就可以再次发送ACK。 2.使本链接产生的报文全部消失，这个静置的方式可以防止影响下一个人的使用。

TCP的交互数据流

交互数据流是与成块数据流相对应的，TCP对两种数据流的处理算法不同
经受时延的ACK(200ms才发出去的那些ACK，200ms在实际观测中不一定真的是200ms，因为内核计时会溢出)

tcp在接受到数据需要返ACK确认的时候，并不是立即发送的，而是最大等200ms，看有没有需要返回的数据一同发出去(又称数据捎带ACK)。也就是TCP想看ACK这趟返回的列车能不能捎带上一些其他的数据，节省点油钱。

TCP的成块数据流

停止等待协议和滑动窗口协议

停止等待协议：数据发送的一方，发送完一个数据块后等到确认才发下一个。只有一些简单的协议如TFTP中。

滑动窗口协议：不必等到确认就可以连续发送多个，可以加速数据的传输。

在TCP中，ACK是累积的，他们表示接受方已经正确收到了一直到确认序号减1的所有字节。
窗口更新（下去的报文传输速度不匹配，发的快但是接受的慢）

其中的报文8，是对前面4，5，6，7的确认，并且告诉接收方窗口已经变为0，因为应用程序没有来得及读走。

其中的报文9看起来像是一个ACK报文，其实它什么都没有确认，只是告诉发送方自己的窗口又变大了，因此被称为窗口更新。

滑动窗口

窗口大小

接收方提供的窗口大小通常可以由接受进程控制，这将影响TCP的性能

窗口和缓冲区并不是以个东西，简单来说，窗口是缓冲的一部分。关于两者的关系，参看博文《TCP缓存区与窗口的关系》缓冲区大小在c语言中使用函数setsockopt函数设置的

PUSH标志，这个动作用来发送方告知接受放将收到的全部数据提交给接受进程。接受程序看到了push标志，就要毫不犹豫赶紧把数据交给进程
对push标志到底是什么时候被置为1仍没有完全理解！

TCP的超时和重传

TCP管理4个不同的定时器

a. 重传定时器，收不到确认时重传 b. 坚持定时器，使窗口大小信息保持不断流动 c.保活定时器，检测空闲连接的另一端核实崩溃或者重启 d. 2MSL定时器测量一个链接处于TIME_WAIT状态的时间

R <- aR + (1-a)M RTO = Rb （这个简单的计算方法已经被Jacobson更新）

这两个公式给出了超时重传时间RTO的计算方法。第一个公式给出了往返时间的递推公式，一个a取值0.9，也就是90%来自前一个估计，10%取自新的测量。第二个公式给出了RTO和R的倍数关系，一般b取值2，成为时延离散因子。

拥塞控制

TCP的坚持定时器

窗口更新的ACK报文是有可能丢失的（ACK的传输不可靠），万一丢了窗口岂不是一直处于关闭状态，发送方和接收方处于死锁干瞪眼的尴尬状态，为了解决潜在的问题，发送方会发送窗口探查报文。发送间隔使用了指数退避，时间间隔从一个开始值（算出来的），乘以2，乘以4，乘以8，乘以16

TCP的保活定时器

保活并不是TCP规范的一部分，这是一个有争议的功能

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