转自原文：TCP、UDP以及TCP滑窗，它们的区别
注：文中提到TCP传输过程的特点，以及“粘包”的原因和解决方案，干货值得点赞！
我们已经讲解了物理层、连接层和网络层。最开始的连接层协议种类繁多(Ethernet、Wifi、ARP等等)。到了网络层，我们只剩下一个IP协议(IPv4和IPv6是替代关系)。进入到传输层(transport layer)，协议的种类又开始繁多起来(比如TCP、UDP、SCTP等)。这就好像下面的大树，根部(连接层)分叉很多，然后统一到一个树干(网络层)，到了树冠(传输层)部分又开始开始分叉，而每个树枝上长出更多的树叶(应用层)。我们在网络层已经看到，通过树干的统一，我们实现了一个覆盖全球的互联网络(Internet)。然而，我们可能出于不同的目的利用这张“网”，随之使用的方式也有所区分。不同的传输层协议(以及更多的应用层协议)正是我们使用“网”的不同方式的体现。
传输层最重要的协议为TCP协议和UDP协议。这两者使用“网”的方式走了两个极端。两个协议的对比非常有趣。TCP协议复杂，但传输可靠。UDP协议简单，但传输不可靠。其他的各个传输层协议在某种程度上都是这两个协议的折中。我们先来看传输层协议中比较简单的UDP协议。我们将参考许多之前文章的内容(协议森林01, 03, 05)。
UDP(User Datagram Protocol)传输与IP传输非常类似。你可以将UDP协议看作IP协议暴露在传输层的一个接口。UDP协议同样以数据包(datagram)的方式传输，它的传输方式也是"Best Effort"的，所以UDP协议也是不可靠的(unreliable)。那么，我们为什么不直接使用IP协议而要额外增加一个UDP协议呢？ 一个重要的原因是IP协议中并没有端口(port)的概念。IP协议进行的是IP地址到IP地址的传输，这意味者两台计算机之间的对话。但每台计算机中需要有多个通信通道，并将多个通信通道分配给不同的进程使用(关于进程，可以参考Linux进程基础)。一个端口就代表了这样的一个通信通道。正如我们在邮局和邮差中提到的收信人的概念一样。UDP协议实现了端口，从而让数据包可以在送到IP地址的基础上，进一步可以送到某个端口。
尽管UDP协议非常简单，但它的产生晚于更加复杂的TCP协议。早期的网络开发者开发出IP协议和TCP协议分别位于网络层和传输层，所有的通信都要先经过TCP封装，再经过IP封装(应用层->TCP->IP)。开发者将TCP/IP视为相互合作的套装。但很快，网络开发者发现，IP协议的功能和TCP协议的功能是相互独立的。对于一些简单的通信，我们只需要“Best Effort”式的IP传输就可以了，而不需要TCP协议复杂的建立连接的方式(特别是在早期网络环境中，如果过多的建立TCP连接，会造成很大的网络负担，而UDP协议可以相对快速的处理这些简单通信)。UDP协议随之被开发出来，作为IP协议在传输层的"傀儡"。这样，网络通信可以通过应用层->UDP->IP的封装方式，绕过TCP协议。由于UDP协议本身异常简单，实际上只为IP传输起到了桥梁的作用。我们将在TCP协议的讲解中看到更多TCP协议和UDP协议的对比。
UDP的数据包同样分为头部(header)和数据(payload)两部分。UDP是传输层(transport layer)协议，这意味着UDP的数据包需要经过IP协议的封装(encapsulation)，然后通过IP协议传输到目的电脑。随后UDP包在目的电脑拆封，并将信息送到相应端口的缓存中。
来自wikipedia
上面的source port和destination port分别为UDP包的出发端口和目的地端口。Length为整个UDP包的长度。
checksum的算法与IP协议的header checksum算法相类似。然而，UDP的checksum所校验的序列包括了整个UDP数据包，以及封装的IP头部的一些信息(主要为出发地IP和目的地IP)。这样，checksum就可以校验IP：端口的正确性了。在IPv4中，checksum可以为0，意味着不使用checksum。IPv6要求必须进行checksum校验。
端口(port)是伴随着传输层诞生的概念。它可以将网络层的IP通信分送到各个通信通道。UDP协议和TCP协议尽管在工作方式上有很大的不同，但它们都建立了从一个端口到另一个端口的通信。
随着我们进入传输层，我们也可以调用操作系统中的API，来构建socket。Socket是操作系统提供的一个编程接口，它用来代表某个网络通信。应用程序通过socket来调用系统内核中处理网络协议的模块，而这些内核模块会负责具体的网络协议的实施。这样，我们可以让内核来接收网络协议的细节，而我们只需要提供所要传输的内容就可以了，内核会帮我们控制格式，并进一步向底层封装。因此，在实际应用中，我们并不需要知道具体怎么构成一个UDP包，而只需要提供相关信息(比如IP地址，比如端口号，比如所要传输的信息)，操作系统内核会在传输之前会根据我们提供的相关信息构成一个合格的UDP包(以及下层的包和帧)。
端口是传输层带来的最重要的概念。我们进一步了解了UDP协议。如果已经掌握了IP协议，那么UDP协议就没有任何困难可言，它只是IP协议暴露在传输层上的接口。
在TCP协议中，我们使用连接记录TCP两端的状态，使用编号和分段实现了TCP传输的有序，使用advertised window来实现了发送方和接收方处理能力的匹配，并使用重复发送来实现TCP传输的可靠性。我们只需要将TCP片段包装成IP包，扔到网络中就可以了。TCP协议的相关模块会帮我们处理各种可能出现的问题(比如排序，比如TCP片段丢失等等)。最初的TCP协议就是由上述的几大块构成的。
TCP(Transportation Control Protocol)协议与IP协议是一同产生的。事实上，两者最初是一个协议，后来才被分拆成网络层的IP和传输层的TCP。我们已经在UDP协议中介绍过，UDP协议是IP协议在传输层的“傀儡”，用来实现数据包形式的通信。而TCP协议则实现了“流”形式的通信。
TCP协议是传输层协议，实现的是端口到端口(port)的通信。
IP协议(参考协议森林03,05)和UDP协议采用的是数据包的方式传送，后发出的数据包可能早到，我们并不能保证数据到达的次序。TCP协议确保了数据到达的顺序与文本流顺序相符。当计算机从TCP协议的接口读取数据时，这些数据已经是排列好顺序的“流”了。比如我们有一个大文件要从本地主机发送到远程主机，如果是按照“流”接收到的话，我们可以一边接收，一边将文本流存入文件系统。这样，等到“流”接收完了，硬盘写入操作也已经完成。如果采取UDP的传输方式，我们需要等到所有的数据到达后，进行排序，才能组装成大的文件。这种情况下，我们不得不使用大量的计算机资源来存储已经到达的数据，直到所有数据都达到了，才能开始处理。
“流”的要点是次序(order)，然而实现这一点并不简单。TCP协议是基于IP协议的，所以最终数据传送还是以IP数据包为单位进行的。如果一个文本流很长的话，我们不可能将整个文本流放入到一个IP数据包中，那样有可能会超过MTU。所以，TCP协议封装到IP包的不是整个文本流，而是TCP协议所规定的片段(segment)。与之前的一个IP或者UDP数据包类似，一个TCP片段同样分为头部(header)和数据(payload)两部分 (“片段”这个名字更多是起提醒作用：嘿，这里并不是完整的文本流)。整个文本流按照次序被分成小段，而每一段被放入TCP片段的数据部分。一个TCP片段封装成的IP包不超过整个IP接力路径上的最小MTU，从而避免令人痛苦的碎片化(fragmentation)。
(给文本流分段是在发送主机完成的，而碎片化是在网络中的路由器完成的。路由器要处理许多路的通信，所以相当繁忙。文本流提前在发送主机分好段，可以避免在路由器上执行碎片化，可大大减小网络负担)
TCP片段的头部(header)会存有该片段的序号(sequence number)。这样，接收的计算机就可以知道接收到的片段在原文本流中的顺序了，也可以知道自己下一步需要接收哪个片段以形成流。比如已经接收到了片段1，片段2，片段3，那么接收主机就开始期待片段4。如果接收到不符合顺序的数据包(比如片段8)，接收方的TCP模块可以拒绝接收，从而保证呈现给接收主机的信息是符合次序的“流”。
片段编号这个初步的想法并不能解决我们所有的问题。IP协议是不可靠的，所以IP数据包可能在传输过程中发生错误或者丢失。而IP传输是"Best Effort" 式的，如果发生异常情况，我们的IP数据包就会被轻易的丢弃掉。另一方面，如果乱序(out-of-order)片段到达，根据我们上面说的，接收主机不会接收。这样，错误片段、丢失片段和被拒片段的联手破坏之下，接收主机只可能收到一个充满“漏洞”的文本流。
TCP的补救方法是，在每收到一个正确的、符合次序的片段之后，就向发送方(也就是连接的另一段)发送一个特殊的TCP片段，用来知会(ACK，acknowledge)发送方：我已经收到那个片段了。这个特殊的TCP片段叫做ACK回复。如果一个片段序号为L，对应ACK回复有回复号L+1，也就是接收方期待接收的下一个发送片段的序号。如果发送方在一定时间等待之后，还是没有收到ACK回复，那么它推断之前发送的片段一定发生了异常。发送方会重复发送(retransmit)那个出现异常的片段，等待ACK回复，如果还没有收到，那么再重复发送原片段... 直到收到该片段对应的ACK回复(回复号为L+1的ACK)。
当发送方收到ACK回复时，它看到里面的回复号为L+1，也就是发送方下一个应该发送的TCP片段序号。发送方推断出之前的片段已经被正确的接收，随后发出L+1号片段。ACK回复也有可能丢失。对于发送方来说，这和接收方拒绝发送ACK回复是一样的。发送方会重复发送，而接收方接收到已知会过的片段，推断出ACK回复丢失，会重新发送ACK回复。
通过ACK回复和重新发送机制，TCP协议将片段传输变得可靠。尽管底盘是不可靠的IP协议，但TCP协议以一种“不放弃的精神”，不断尝试，最终成功。(技术也可以很励志)
上面的工作方式中，发送方保持发送->等待ACK->发送->等待ACK...的单线工作方式，这样的工作方式叫做stop-and-wait。stop-and-wait虽然实现了TCP通信的可靠性，但同时牺牲了网络通信的效率。在等待ACK的时间段内，我们的网络都处于闲置(idle)状态。我们希望有一种方式，可以同时发送出多个片段。然而如果同时发出多个片段，那么由于IP包传送是无次序的，有可能会生成乱序片段(out-of-order)，也就是后发出的片段先到达。在stop-and-wait的工作方式下，乱序片段完全被拒绝，这也很不效率。毕竟，乱序片段只是提前到达的片段。我们可以在缓存中先存放它，等到它之前的片段补充完毕，再将它缀在后面。然而，如果一个乱序片段实在是太过提前(太“乱”了)，该片段将长时间占用缓存。我们需要一种折中的方法来解决该问题：利用缓存保留一些“不那么乱”的片段，期望能在段时间内补充上之前的片段(暂不处理，但发送相应的ACK)；对于“乱”的比较厉害的片段，则将它们拒绝(不处理，也不发送对应的ACK)。
滑窗(sliding window)被同时应用于接收方和发送方，以解决以上问题。发送方和接收方各有一个滑窗。当片段位于滑窗中时，表示TCP正在处理该片段。滑窗中可以有多个片段，也就是可以同时处理多个片段。滑窗越大，越大的滑窗同时处理的片段数目越多(当然，计算机也必须分配出更多的缓存供滑窗使用)。
我们假设一个可以容纳三个片段的滑窗，并假设片段从左向右排列。对于发送方来说，滑窗的左侧为已发送并已ACK过的片段序列，滑窗右侧是尚未发送的片段序列。滑窗中的片段(比如片段5，6，7)被发送出去，并等待相应的ACK。如果收到片段5的ACK，滑窗将向右移动。这样，新的片段从右侧进入滑窗内，被发送出去，并进入等待状态。在接收到片段5的ACK之前，滑窗不会移动，即使已经收到了片段6和7的ACK。这样，就保证了滑窗左侧的序列是已经发送的、接收到ACK的、符合顺序的片段序列。
对于接收方来说，滑窗的左侧是已经正确收到并ACK回复过的片段(比如片段1，2，3，4)，也就是正确接收到的文本流。滑窗中是期望接收的片段(比如片段5, 6, 7)。同样，如果片段6，7先到达，那么滑窗不会移动。如果片段5先到达，那么滑窗会向右移动，以等待接收新的片段。如果出现滑窗之外的片段，比如片段9，那么滑窗将拒绝接收。
利用滑窗，我们一定程度上实现了对乱序数据的缓存。但是，过于乱序的数据依然会被拒绝。我们之前说的stop-and-wait的工作方式，相当于发送方和接收方的滑窗都只能容纳一个片段。
在TCP连接中，我们通过将ACK回复“附着”在其他数据片段的方式，减少了ACK回复所消耗的流量。但这并不是全部的故事。TCP协议并不是对每个片段都发送ACK回复。TCP协议实际采用的是累计ACK回复(accumulative acknowledgement)。接收方往往利用一个ACK回复来知会连续多个片段的成功接收。通过累计ACK，所需要的ACK回复通常可以降到50%。
如下图所示，橙色为已经接收的片段。方框为滑窗，滑窗可容纳3个片段。
累计ACK
滑窗还没接收到片段7时，已接收到片段8，9。这样就在滑窗中制造了一个“空穴”(hole)。当滑窗最终接收到片段7时，滑窗送出一个回复号为10的ACK回复。发送方收到该回复，会意识到，片段10之前的片段已经按照次序被成功接收。整个过程中节约了片段7和片段8所需的两个ACK回复。
此外，接收方在接收到片断，并应该回复ACK的时候，会故意延迟一些时间。如果在延迟的时间里，有后续的片段到达，就可以利用累计ACK来一起回复了。
在之前的讨论中，我们以片段为单位，来衡量滑窗的大小的。真实的滑窗是以byte为单位表示大小，但这并不会对我们之前的讨论造成太大的影响。
发送方滑窗可以分为下面两个部分。offered window为整个滑窗的大小。
接收方滑窗可分为三个部分：
可以看到，接收方的滑窗相对于发送方的滑窗多了一个"Received; ACKed; Not Sent to Proc"的部分。接收方接收到的文本流必须等待进程来读取。如果进程正忙于做别的事情，那么这些文本流即使已经正确接收，还是需要暂时占用接收缓存。当出现上述占用时，滑窗的可用部分(也就是图中advertised window)就会缩水。这意味着接收方的处理能力下降。如果这个时候发送方依然按照之前的速率发送数据给接收方，接收方将无力接收这些数据。
TCP协议会根据情况自动改变滑窗大小，以实现流量控制。流量控制(flow control)是指接收方将advertised window的大小通知给发送方，从而指导发送方修改offered window的大小。接收方将该信息放在TCP头部的window size区域：
发送方在收到window size的通知时，会调整自己滑窗的大小，让offered window和advertised window相符。这样，发送窗口变小，文本流发送速率降低，从而减少了接收方的负担。
advertised window大小有可能变为0，这意味着接收方的接收能力降为0。发送方收到大小为0的advertised window通知时，停止发送。
TCP协议是一个可靠的协议。它通过重新发送(retransmission)来实现TCP片段传输的可靠性。简单的说，TCP会不断重复发送TCP片段，直到片段被正确接收。
TCP片段丢失
接收方(receiver)可以通过校验TCP片段头部中checksum区域来检验TCP片段是否出错。我们已经接触过了IP协议详解的checksum算法。TCP片段的checksum算法与之类似。IP协议的checksum只校验头部，TCP片段头部的checksum会校验包括IP头部、TCP头部和TCP数据在内的整个序列，确保IP地址、端口号和其他相关信息正确。如果TCP片段出错，接收方可以简单的丢弃改TCP片段，也就相当于TCP片段丢失。
TCP片段包裹在一个IP包中传输。IP包可能在网络中丢失。导致IP包丢失的原因可能有很多，比如IP包经过太多的路由器接力，达到hop limit；比如路由器太过拥挤，导致一些IP包被丢弃；再比如路由表(routing table)没有及时更新，导致IP包无法送达目的地。
下面我们要介绍两种重新发送TCP片段的机制：超时重新发送和快速重新发送。
我们之前已经简单介绍过重新发送的机制：当发送方送出一个TCP片段后，将开始计时，等待该TCP片段的ACK回复。如果接收方正确接收到符合次序的片段，接收方会利用ACK片段回复发送方。发送方得到ACK回复后，继续移动窗口，发送接下来的TCP片段。如果直到计时完成，发送方还是没有收到ACK回复，那么发送方推断之前发送的TCP片段丢失，因此重新发送之前的TCP片段。这个计时等待的时间叫做重新发送超时时间(RTO, retransmission timeout)。
我们刚才介绍了超时重新发送的机制：发送方送出一个TCP片段，然后开始等待并计时，如果RTO时间之后还没有收到ACK回复，发送方则重新发送。TCP协议有可能在计时完成之前启动重新发送，也就是利用快速重新发送(fast-retransmission)。快速发送机制如果被启动，将打断计时器的等待，直接重新发送TCP片段。
由于IP包的传输是无序的，所以接收方有可能先收到后发出的片段，也就是乱序(out-of-order)片段。乱序片段的序号并不等于最近发出的ACK回复号。已接收的文本流和乱序片段之间将出现空洞(hole)，也就是等待接收的空位。比如已经接收了正常片段5,6,7，此时又接收乱序片段9。这时片段8依然空缺，片段8的位置就是一个空洞。
TCP协议规定，当接收方收到乱序片段的时候，需要重复发送ACK。比如接收到乱序片段9的时候，接收方需要回复ACK。回复号为8 (7+1)。此后接收方如果继续收到乱序片段(序号不是8的片段)，将再次重复发送ACK=8。当发送方收到3个ACK=8的回复时，发送方推断片段8丢失。即使此时片段8的计时器还没有超时，发送方会打断计时，直接重新发送片段8，这就是快速重新发送机制(fast-retransmission)。
快速重新发送机制利用重复的ACK来提示空洞的存在。当重复次数达到阈值时，认为空洞对应的片段在网络中丢失。快速重新发送机制提高了检测丢失片段的效率，往往可以在超时之前探测到丢失片段，并重复发送丢失的片段。
总结
TCP协议利用重新发送(retransmission)来实现TCP传输的可靠性。重新发送的基本形式是超时重新发送，根据统计的往返时间来设置超时标准；如果超时，则重新发送TCP片段。另一方面，快速重新发送则通过乱序片段的ACK来更早的推断出片段的丢失。
TCP协议和UDP协议走了两个极端。TCP协议复杂但可靠，UDP协议轻便但不可靠。在处理异常的时候，TCP极端负责，而UDP一副无所谓的样子。在TCP中，分段和编号实现了次序；ACK和重新发送实现了可靠性；sliding window则让上面的机制更加有效率的运行。
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。因此，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。
下图是TCP和UDP协议的一些应用。
下图是TCP和UDP协议的比较。
这里再详细说一下面向连接和面向无连接的区别：
面向连接举例：两个人之间通过电话进行通信;
面向无连接举例：邮政服务，用户把信函放在邮件中期待邮政处理流程来传递邮政包裹。显然，不可达代表不可靠。
从程序实现的角度来看，可以用下图来进行描述。
从上图也能清晰的看出，TCP通信需要服务器端侦听listen、接收客户端连接请求accept，等待客户端connect建立连接后才能进行数据包的收发（recv/send）工作。而UDP则服务器和客户端的概念不明显，服务器端即接收端需要绑定端口，等待客户端的数据的到来。后续便可以进行数据的收发（recvfrom/sendto）工作。
在前面讲解UDP时，提到了UDP保留了报文的边界，下面我们来谈谈TCP和UDP中报文的边界问题。在默认的阻塞模式下，TCP无边界，UDP有边界。
对于TCP协议，客户端连续发送数据，只要服务端的这个函数的缓冲区足够大，会一次性接收过来，即客户端是分好几次发过来，是有边界的，而服务端却一次性接收过来，所以证明是无边界的；
而对于UDP协议，客户端连续发送数据，即使服务端的这个函数的缓冲区足够大，也只会一次一次的接收，发送多少次接收多少次，即客户端分几次发送过来，服务端就必须按几次接收，从而证明，这种UDP的通讯模式是有边界的。
TCP无边界，造成对采用TCP协议发送的数据进行接收比较麻烦，在接收的时候易出现粘包，即发送方发送的若干包数据到接收方接收时粘成一包。由于TCP是流协议，对于一个socket的包，如发送 10AAAAABBBBB两次，由于网络原因第一次又分成两次发送， 10AAAAAB和BBBB，如果接包的时候先读取10(包长度)再读入后续数据，当接收得快，发送的慢时，就会出现先接收了 10AAAAAB,会解释错误 ,再接到BBBB10AAAAABBBBB，也解释错误的情况。这就是TCP的粘包。
在网络传输应用中，通常需要在网络协议之上再自定义一个协议封装一下，简单做法就是在要发送的数据前面再加一个自定义的包头，包头中可以包含数据长度和其它一些信息，接收的时候先收包头，再根据包头中描述的数据长度来接收后面的数据。详细做法是：先接收包头，在包头里指定包体长度来接收。设置包头包尾的检查位（ 比如以0xAA开头，0xCC结束来检查一个包是否完整）。对于TCP来说：
1）不存在丢包，错包，所以不会出现数据出错 ；
2）如果包头检测错误，即为非法或者请求，直接重置即可。
为了避免粘包现象，可采取以下几种措施。
一、对于发送方引起的粘包现象，用户可通过编程设置来避免，TCP提供了强制数据立即传送的操作指令push，TCP软件收到该操作指令后，就立即将本段数据发送出去，而不必等待发送缓冲区满；
二、对于接收方引起的粘包，则可通过优化程序设计、精简接收进程工作量、提高接收进程优先级等措施，使其及时接收数据，从而尽量避免出现粘包现象；
三、由接收方控制，将一包数据按结构字段，人为控制分多次接收，然后合并，通过这种手段来避免粘包。
UDP是无连接的，TCP面向连接的，这个连接指的就是在运用TCP协议之前，必须先建立TCP连接，在数据传送完毕之后必须释放连接，通俗地将通信的双方知道彼此的存在这个连接是一个虚电路。
影响：
①因为要建立连接所以TCP有建立连接的“三次握手”，所以UDP在发送数据之前时延更加小。
②因为面向连接是端到端的通信，所以多播和广播就只能运用UDP协议。
影响：
①UDP不保证可靠交付，当发生丢包的时候不重传，并且不保证数据包按序到达。所以UDP数据报报头小，并且不用维护很多的定时器、连接状态表、算法。
②TCP提供可靠交付。保证数据包无差错、不丢失、不重复、并且按序到达。
UDP面向报文，发送方的UDP应用程序交下来的报文，在添加首部后就向下交付给IP层。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。这就是说应用层交给UDP多大的报文，UDP就照样发送，即一次发送一个报文。
TCP面向字节流，TCP中的“流”指的是流入到进程或从进程流出的字节序列。面向字节流的含义是：虽然应用程序和TCP的交互式一次一个数据块（大小不等），但是TCP把应用程序交下来的数据看成仅仅是一连串的无结构字节流。所以TCP才有滑动窗口机制、Nagle算法等等。因此TCP并不保证发送的数据块和应用层交付的数据块相等，比如应用层交付了10个数据块，但是TCP将此10个数据块合并为4个数据块发送，这是出于效率的考虑，但是字节流是一样的。
拥塞控制是面向全局网络的，和应用程序没有太多的关系。
