Linux高性能网络编程十谈|网络篇

最近又到了面试季，高性能网络编程对于后端程序猿是必备的知识考点，于是为了方便大家（也方便自己），整理了高性能网络编程十谈，本篇是网络篇，主要介绍一些通用的网络知识，温故知新。

第一部分：tcp／ip协议栈之ip协议栈详解

1、tcp/ip协议栈分为四层

或者七层，但是便于大家理解，基本上都是用四层模型，如：数据链路层，网络层，传输层和应用层。
其中封包的流程是：

应用层数据 --->  
tcp/udp头部(20字节) + 应用层数据 --->  
ip头部(20字节) + tcp/udp头部(20字节) + 应用层数据 --->  
以太网头部(18字节) + ip头部(20字节) + tcp/udp头部(20字节) + 应用层数据

这些数据每一个头部都有自己的协议，并发送到对端模块进行解析，其中对于发送数据大小的要求是有相应的限制，在以太网这一层数据必须46字节-1500字节之间，不足的情况下填充数据，超过的情况下拆分ip包数据；

2、arp协议工作原理

主机向自己所在的网络广播一个arp请求，请求获取目标ip地址的物理地址，请求发出后所在的网络(局域网)都会收到这个请求，当匹配该ip请求的机器就主动回包含自己物理地址；

3、dns解析原理

tcpdump抓包(tcpdump -i eth0 -nt -s 500 port domain):  
08:41:28.266682 IP 192.168.1.100.51468 > 202.96.134.33.53: 42940+ A? www.google.com.hk. (35)  
08:41:28.271805 IP 202.96.134.33.53 > 192.168.1.100.51468: 42940 1/0/0 A 93.46.8.89 (51)  
08:41:29.827625 IP 192.168.1.100.13671 > 202.96.134.33.53: 14422+ A? sp0.baidu.com. (31)  
08:41:29.827843 IP 192.168.1.100.29083 > 202.96.134.33.53: 4498+ A? ss1.baidu.com. (31)  
08:41:29.828060 IP 192.168.1.100.38240 > 202.96.134.33.53: 35663+ A? ss2.baidu.com. (31)  
08:41:29.828341 IP 192.168.1.100.11330 > 202.96.134.33.53: 42502+ A? www.baidu.com. (31)  
08:41:29.828513 IP 192.168.1.100.21489 > 202.96.134.33.53: 20283+ A? ss0.baidu.com. (31)  
08:41:29.828710 IP 192.168.1.100.37763 > 202.96.134.33.53: 6612+ A? ss1.bdstatic.com. (34)  
08:41:29.838009 IP 202.96.134.33.53 > 192.168.1.100.11330: 42502 2/0/0 A 14.215.177.38, A 14.215.177.37 (63) 
08:41:29.839022 IP 202.96.134.33.53 > 192.168.1.100.13671: 14422 2/0/0 A 14.215.177.37, A 14.215.177.38 (63)  

dns是udp协议，192.168.1.100发送dns解析，42940是dns查询标示，+是采用递归查询，A?是使用A类查询（A方式是查找ip，CNAME方式是查询主机别名，PTR是反向查询）。
202.96.134.33.53回包解析42940是发送dns解析的标示，1/0/0是1个应答资源，0个授权资源记录和0个额外信息记录，A是A类查询返回，93.46.8.89是返回www.google.com.hk域名的ip地址；

4、ip协议

ip是无连接，无状态，不可靠的协议，是tcp/udp的动力，决定了路由和转发的功能，ipv4的头部结构如下：

重点介绍字段:
TOS字段分别表示最小延时，最大吞吐量，最高可靠性和最小费用；
16位总长度指整个ip数据的长度；
8位的TTL生存时间指数据包到目的地之前允许经过的路由跳数，数据报在转发的过程中每次经过一个路由都会-1，当TTL为0时，路由器将其丢弃，并向源端发送icmp的差错报文；

5、ip分片和转发

当ip数据报的长度超过帧的MTU时，将会被分片，其中分片可能会发生在发送端，也可能是路由转发阶段；
一个ip数据报每个分片具有自己的ip头部，相同的标识值，但是具有不同偏移量，并且除了最后一个分片不带有MF标志，其他的分片都带有MF标志。
下面看一个抓包的例子，ping的数据包，协议是icmp，命令ping www.baidu.com -s 1473[发送1473个数据信息]：

IP (tos 0x0, ttl 64, id 4454, offset 0, flags [+], proto ICMP (1), length 1500)
    192.168.1.100 > 14.215.177.37: ICMP echo request, id 51842, seq 2, length 1480
IP (tos 0x0, ttl 64, id 4454, offset 1480, flags [none], proto ICMP (1), length 21)
    192.168.1.100 > 14.215.177.37: ip-proto-1

从以上包可以分析：tos：最小延时；
ttl：64跳；
id：4454标识相同；
offset：偏移量分别是0和1480，将icmp分片1500(20个ip报头，8个icmp报头，1472数据)和21(20个ip报头，1个icmp数据，由于下一个数据报不需要携带icmp的数据报头)；
本小节还有一个知识点是ip数据报在主机上的转发，主机一般都不转发，不过可以设置echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward，那么转发逻辑如下：

• 1、检查数据报头部的ttl，如果为0则丢弃该数据包；
• 2、查看数据报头部的严格路由选择项，如果该项被设置，则检测数据报的目标地址是否为本机的ip，如果不是，则发送icmp源站选路失败报文给发送端；
• 3、如果有必要，则给源端发送icmp的重定向报文，告诉下一跳ip路由器；
• 4、将ttl值减1，同时处理其他ip头部选项；
• 5、如果包超过当前路由器的MTU，则进行ip分片操作；

6、ipv6头部结构

ipv6协议是为了解决ipv4不够用的情况，同时增加很多功能，如多播和流功能等，ipv6的头部结构如下（40字节+可变头部）：

重点介绍字段：
20位流标签是ipv6新增字段，用于对于某些对连接服务质量有特殊要求的通信；
ipv6提供了多种扩展数据，如认证头部和加密头部等；

第二部分：tcp／ip协议栈之tcp协议栈详解

tcp协议在我们的应用中非常重要，本小节主要从四方面讨论tcp协议：

• 1）tcp的头部协议，每个tcp报文都包含20字节的头部字节，指定四元组（目的ip，目的端口，源ip，源端口）；
• 2）tcp的状态转移，tcp从三次握手到四次挥手过程中状态跳变，如深入理解有助于排查网络问题；
• 3）tcp的数据流，包括交互数据流，成块数据和紧急数据；
• 4）tcp数据流的控制，为了保障可靠传输和网络质量，内核对tcp数据进行控制，包括超时重传和拥塞控制；

1、tcp数据特点

tcp传输是可靠的，首先协议采用应答机制，即对发送端的每个数据报都必须得到对端的应答确认，才认为本次报文传输成功；
其次tcp采用超时重传，发送端在发送数据后就启动定时器，如果在定时时间内未收到应答，将重发该数据报；
最后tcp报文最终以ip数据报发送，而ip数据报是无序或重复的，那么tcp协议需要对ip层来的数据进行重排和丢弃等操作；

2、tcp的头部结构

32位的序号：一次tcp通讯过程中某个传输方向上字节流的每个字节的编号，初始化阶段为一个随机值，后续的tcp报中的序号设置为初始值+该报文在所携带的数据的第一个字节在整个字节流的偏移量；
32位的确认号：是对端的32位的序号+1；
4位头部长度：标识tcp头部32个字节的大小，由于只有4位，所以tcp头部最长位60字节；
6位标识：URG(紧急指针)，ACK(确认包)，PSH(数据包)，SYN(建立连接包)，FIN(关闭连接包)；
16位窗口大小：指接受通告窗口大小，告诉对端tcp本端接受缓冲区的数据大小，让对端控制发送速度；
16位校验和：tcp的报文crc校验；
16位紧急指针：序号字段的值+该值的下一个字节表示紧急数据的偏移量；
选项数据：在后续的博客中再详细介绍；

具体的数据报样例：

19:23:14.767712 IP 192.168.1.100.61976 > 139.129.212.166.http: Flags [S], seq 2580028945, win 65535, options [mss 1460,nop,wscale 5,nop,nop,TS val 1032935471 ecr 0,sackOK,eol], length 0
19:23:14.823856 IP 139.129.212.166.http > 192.168.1.100.61976: Flags [S.], seq 3491427708, ack 2580028946, win 14480, options [mss 1360,sackOK,TS val 3615337495 ecr 1032935471,nop,wscale 7], length 0
19:23:14.823905 IP 192.168.1.100.61976 > 139.129.212.166.http: Flags [.], ack 1, win 4128, options [nop,nop,TS val 1032935521 ecr 3615337495], length 0
19:23:20.376906 IP 192.168.1.100.61976 > 139.129.212.166.http: Flags [P.], seq 1:14, ack 1, win 4128, options [nop,nop,TS val 1032940499 ecr 3615337495], length 13: HTTP

说明：
上面的报文的第一条请求中看出Flags [S]表示syn包，seq序号2580028945，窗口大小65535*2^5（需要计算options中的wscale 5扩大因子选项），options是选项字段；
第二条请求是回包数据，Flags [S.]表示syn，ack包，seq序号3491427708，ack确认序号2580028945+1，窗口大小14480*2^7（需要计算options中的wscale 7扩大因子选项），options是选项字段；

3、tcp的状态转移

tcp在建立连接和断开连接分别要经过三次握手和四次挥手，那么都会有相应的服务器端口状态，只描述三次握手和四次挥手双端的状态，如图：

server状态转移语意：
a.服务器在listen调用进入LISTEN状态，等待客户端连接；
b.服务器监听到客户端连接，就将该连接放入内核的等待队列，并向客户端发送SYN，ACK报文，进入SYN_RECVD状态，此时客户端处于SYN_SENT阶段；
c.服务器收到客户端的ACK报文，进入ESTABLISHED状态；
d.客户端主动关闭连接（通过close和shutdown发送FIN包），服务器返回ACK报文后进入CLOSE_WAIT状态；
e.在服务端发送完所有数据给客户端以后（客户端此时只读不写，处于半关闭状态），发送FIN，ACK到客户端，进入LAST_ACK状态；
f.最后服务端收到客户端发送ACK包后，进入CLOSED状态，关闭连接句柄； 

client状态转移语意：
a.客户端通过connect连接服务器，connect失败后直接进入CLOSED状态，连接成功进入ESTABLISHED状态；
b.客户端向服务端发送FIN包，进入FIN_WAIT_1状态，收到服务端的确认包进入FIN_WAIT_2状态；
c.客户端处于FIN_WAIT_2状态，服务端处于CLOSE_WAIT状态，此时可能处于半关闭，此时服务端可以发送和接收数据，但是客户端只能接受数据；
d.客户端收到服务端的FIN，ACK包后，进入TIME_WAIT，此时客户端要等待2MSL（报文最大生存时间的2倍，一般是2min） ，可能大家比较疑惑，为什么需要TIME_WAIT状态，而且需要等2MSL呢？
TIME_WAIT状态存在原因有两点：
其一是可靠的中止tcp连接；
其二是保证让延迟的tcp报文有足够的时间被识别；
客户端在关闭连接阶段需要处理收到重复的结束报文，然后回复最后的ACK给服务端，否则客户端在收到服务端的FIN就直接回复ACK，这样后续服务端重传的FIN包都会被回复RESET报文，这时服务端认为是错误报文，这就是第一点存在的原因；
那么第二点是为了不让同一个tcp端口被多次打开或者是断开以后马上被一个新的连接接管，这样存在数据安全和处理异常等问题，让tcp最大时间坚持2MSL也是为了确保重发和延时的tcp包在这段时间内被丢弃(使用端口复用采用socket选项SO_REUSEADDR)；

3、tcp的数据流

往往按照正常的tcp模型，一个数据包回复一个确认包可能不适应某些生产环境，为了更好的优化tcp模型，下面讨论两种数据交互模型：

• 1、交互数据流：对于实时性比较高的应用（如telnet，ssh），每次发送一个都需要进行数据确认，但是在网络不好的情况下，很多微小的数据包会导致拥塞发送，因此采用Nagle算法（在后续章节介绍）和延时确认（即收到对端的数据包的时候，先不立即发送数据包，等到需要发送数据时候同时发出ACK包，当然这个控制在一定时间范围内）；
• 2、成块数据流：对于类似ftp协议，多次发送大量的数据，接受端为了加快ACK确认包的顺序，针对多个数据包进行一次确认或者开启SACK(针对需要重传的数据，回复对应的偏移指针)，其中对端发送数据多次发送数据是根据接受端的窗口大小限制的，如果接受端参数win 30084，scale 6，表示还能接收3008464个字节，其中一次发送16384字节，那么接受端还能同时处理(3008464)/16384=106个数据包(一般不会发送这么多)；

4、tcp超时重传和拥塞控制

tcp服务必须能够重传超时时间内未收到的tcp报文段。
为此，tcp模块为每一个tcp报文都维护一个重传定时器，linux两个重传相关的内核参数：
/proc/sys/net/ipv4/tcp_retries1和/proc/sys/net/ipv4/tcp_retries2
前者表示tcp最少执行重传次数，默认为3；
后者表示tcp最多执行重传次数，默认为15；
tcp服务有重传必然就会导致拥塞，那么接下来介绍网络底层如何进行拥塞控制？
拥塞控制包括四个部分：慢启动，拥塞避免，快速重传和快速恢复；
在此之前还需要介绍窗口概念：RNWD(接收窗口，指前面tcp报文中的对端发送的win窗口)，CWND(拥塞窗口，是系统定义的一个状态变量大小)，SWND(发送窗口，是RNWD和CWND之间的较小值)；
在tcp模块刚开始发送数据阶段并不知道网络的实际情况，需要试探性地增加CWND，这一过程称为慢启动，CWND初始值设置为2-4个MSS；然后发送端每次收到接受端的一个确认，就按照公式：

CWND += min(N, MSS)

其中N是此次确认中包含的之前未确认的字节数；
如果随着CWND不断累加，不加控制会造成网络拥塞，那么需要进行拥塞避免算法，界定慢启动和拥塞避免过程通过慢启动门限(ssthresh)控制，当CWND超过ssthresh则进入拥塞避免阶段；
拥塞避免阶段控制CWND是每个RTT时间都计算(如果RTT时间内收到多少确认包)，公式：

CWND += SMSS*SMSS/CWND

这样就保障了CWND缓慢增长，直到传输超时或者tcp重传定时器溢出，就需要重新调整ssthresh，再次进入慢启动阶段，那么ssthresh计算公式：

ssthresh = max(FlightSize/2, 2MSS)

其中FlightSize已经发送但是还未收到确认的字节数；
另外一种情况：在接受端接收到重复的确认报文段的时候，tcp模块如何处理？
如果发送端收到3个重复的确认报文，认为拥塞发生，启动快速重传和快速恢复，先计算ssthresh；
然后通过CWND = ssthresh + 3 * SMSS计算出CWND，再次每收到1个重复确认时，设置CWND += SMSS，最后当收到新数据的确认时，直接设置CWND = ssthresh，这样快速重传和快速恢复完成，又再次进入拥塞避免阶段。

5、补充知识

复位报文产生条件：

• 1、访问不存在的端口；
• 2、异常中止连接，当发送端回复一个RST报文给接受端，接受端所有的排队等待发送的数据都将被丢弃；
• 3、处于半连接状态写入数据时候，也会回复一个RST报文；

原文始发于微信公众号（周末程序猿）：Linux高性能网络编程十谈|网络篇