讲讲几道关于 TCP/UDP 通信的面试题-Toy模板网

这篇具有很好参考价值的文章主要介绍了讲讲几道关于 TCP/UDP 通信的面试题。希望对大家有所帮助。如果存在错误或未考虑完全的地方，请大家不吝赐教，您也可以点击"举报违法"按钮提交疑问。

TCP

（1）TCP 的 accept 发生在三次握手的哪个阶段？

如下图connect和accept的关系：

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accept过程发生在三次握手之后，三次握手完成后，客户端和服务器就建立了tcp连接并可以进行数据交互了。这时可以调用accept函数获得此连接。

（2）connect返回了可以认为连接成功了吗？

connect返回成功后，三次握手就已经完成了。已完成的链接会被放入一个队列中，accept的作用就是从已连接队列中取出优先级最高的一个链接，并将它绑定给一个新的 fd，服务端就可以通过这个新的 fd 来 recv 和 send 数据了。

（3）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，那么他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。

（4）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。

SYN Flood 攻击

（1）SYN Flood 攻击原理SYN Flood 属于典型的 DoS/DDoS 攻击。其攻击的原理很简单，就是用客户端在短时间内伪造大量不存在的 IP 地址，并向服务端疯狂发送SYN。对于服务端而言，会产生两个危险的后果:

处理大量的SYN包并返回对应ACK, 势必有大量连接处于SYN_RCVD状态，从而占满整个半连接队列，无法处理正常的请求。
由于是不存在的 IP，服务端长时间收不到客户端的ACK，会导致服务端不断重发数据，直到耗尽服务端的资源。

（2）如何应对 SYN Flood 攻击？

增加 SYN 连接，也就是增加半连接队列的容量。
减少 SYN + ACK 重试次数，避免大量的超时重发。
利用 SYN Cookie 技术，在服务端接收到SYN后不立即分配连接资源，而是根据这个SYN计算出一个Cookie，连同第二次握手回复给客户端，在客户端回复ACK的时候带上这个Cookie值，服务端验证 Cookie 合法之后才分配连接资源。

（3）TCP Fast Open

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注意: 客户端最后握手的 ACK 不一定要等到服务端的 HTTP 响应到达才发送，两个过程没有任何关系。第一次握手时server会计算出cookie传给客户端并缓存，之后的握手客户端会携带cookie进行SYN。如果cookie不合法直接丢弃，如果合法，就可以直接发送http响应。（4）TFO 的优势TFO 的优势并不在与首轮三次握手，而在于后面的握手，在拿到客户端的 Cookie 并验证通过以后，可以直接返回 HTTP 响应，充分利用了1 个RTT(Round-Trip Time，往返时延)的时间提前进行数据传输，积累起来还是一个比较大的优势。

（5）序列号回绕怎么办？

现在我们来模拟一下这个问题。序列号的范围其实是在0 ~ 2 ^ 32 - 1, 为了方便演示，我们缩小一下这个区间，假设范围是 0 ~ 4，那么到达 4 的时候会回到 0。

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假设在第 6 次的时候，之前还滞留在网路中的包回来了，那么就有两个序列号为1 ~ 2的数据包了，怎么区分谁是谁呢？这个时候就产生了序列号回绕的问题。那么用 timestamp 就能很好地解决这个问题，因为每次发包的时候都是将发包机器当时的内核时间记录在报文中，那么两次发包序列号即使相同，时间戳也不可能相同，这样就能够区分开两个数据包了。附：timestamp是 TCP 报文首部的一个可选项，一共占 10 个字节，格式如下:

kind(1 字节) + length(1 字节) + info(8 个字节)

其中 kind = 8， length = 10， info 有两部分构成: timestamp和timestamp echo，各占 4 个字节。

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能不能说说 Nagle 算法和延迟确认？

（1）Nagle 算法试想一个场景，发送端不停地给接收端发很小的包，一次只发 1 个字节，那么发 1 千个字节需要发 1000 次。这种频繁的发送是存在问题的，不光是传输的时延消耗，发送和确认本身也是需要耗时的，频繁的发送接收带来了巨大的时延。而避免小包的频繁发送，这就是 Nagle 算法要做的事情。具体来说，Nagle 算法的规则如下：

当第一次发送数据时不用等待，就算是 1byte 的小包也立即发送。
后面发送满足下面条件之一就可以发了:数据包大小达到最大段大小(Max Segment Size, 即 MSS)之前所有包的 ACK 都已接收到

（2）延迟确认试想这样一个场景，当我收到了发送端的一个包，然后在极短的时间内又接收到了第二个包，那我是一个个地回复，还是稍微等一下，把两个包的 ACK 合并后一起回复呢？延迟确认(delayed ack)所做的事情，就是后者，稍稍延迟，然后合并 ACK，最后才回复给发送端。TCP 要求这个延迟的时延必须小于500ms，一般操作系统实现都不会超过200ms。不过需要主要的是，有一些场景是不能延迟确认的，收到了就要马上回复:

接收到了大于一个 frame 的报文，且需要调整窗口大小
TCP 处于 quickack 模式（通过tcp_in_quickack_mode设置）
发现了乱序包

两者一起使用会怎样？前者意味着延迟发，后者意味着延迟接收，会造成更大的延迟，产生性能问题。

TCP的Keep Alive和HTTP的Keep Alive的区别

TCP keepalive

在双方长时间未通讯时，如何得知对方还活着？如何得知这个TCP连接是健康且具有通讯能力的？
TCP的保活机制就是用来解决此类问题的
保活机制默认是关闭的，TCP连接的任何一方都可打开此功能。
若对端正常存活，且连接有效，对端必然能收到探测报文并进行响应。此时，发送端收到响应报文则证明TCP连接正常，重置保活时间计数器即可。
若由于网络原因或其他原因导致，发送端无法正常收到保活探测报文的响应。那么在一定探测时间间隔（tcp_keepalive_intvl）后，将继续发送保活探测报文。直到收到对端的响应，或者达到配置的探测循环次数上限（tcp_keepalive_probes）都没有收到对端响应，这时对端会被认为不可达，TCP连接随存在但已失效，需要将连接做中断处理。

HTTP keep-alive

keep-alive机制：若开启后，在一次http请求中，服务器进行响应后，不再直接断开TCP连接，而是将TCP连接维持一段时间。在这段时间内，如果同一客户端再次向服务端发起http请求，便可以复用此TCP连接，向服务端发起请求，并重置timeout时间计数器，在接下来一段时间内还可以继续复用。这样无疑省略了反复创建和销毁TCP连接的损耗。

TCP队头阻塞和HTTP队头阻塞

1. TCP队头阻塞TCP数据包是有序传输，中间一个数据包丢失，会等待该数据包重传，造成后面的数据包的阻塞。（停止等待）2. HTTP队头阻塞http队头阻塞和TCP队头阻塞完全不是一回事。http1.x采用长连接(Connection:keep-alive)，可以在一个TCP请求上，发送多个http请求。有非管道化和管道化，两种方式。非管道化，完全串行执行，请求->响应->请求->响应…，后一个请求必须在前一个响应之后发送。管道化，请求可以并行发出，但是响应必须串行返回。后一个响应必须在前一个响应之后。原因是，没有序号标明顺序，只能串行接收。管道化请求的致命弱点:

会造成队头阻塞，前一个响应未及时返回，后面的响应被阻塞
请求必须是幂等请求，不能修改资源。因为，意外中断时候，客户端需要把未收到响应的请求重发，非幂等请求，会造成资源破坏。

由于这个原因，目前大部分浏览器和Web服务器，都关闭了管道化，采用非管道化模式。无论是非管道化还是管道化，都会造成队头阻塞(请求阻塞)。解决http队头阻塞的方法：1. 并发TCP连接（浏览器一个域名采用6-8个TCP连接，并发HTTP请求）2. 域名分片（多个域名，可以建立更多的TCP连接，从而提高HTTP请求的并发）3. HTTP2方式http2使用一个域名单一TCP连接发送请求，请求包被二进制分帧**（多路复用）**不同请求可以互相穿插，避免了http层面的请求队头阻塞。但是不能避免TCP层面的队头阻塞。