字节一面：如何用 UDP 实现可靠传输？

发表于 2年以前 | 总阅读数：334 次

我记得之前在群里看到，有位读者字节一面的时候被问到：「如何基于 UDP 协议实现可靠传输？」

很多同学第一反应就会说把 TCP 可靠传输的特性（序列号、确认应答、超时重传、流量控制、拥塞控制）在应用层实现一遍。

实现的思路确实这样没错，但是有没有想过，既然 TCP 天然支持可靠传输，为什么还需要基于 UDP 实现可靠传输呢？这不是重复造轮子吗？

所以，我们要先弄清楚 TCP 协议有哪些痛点？而这些痛点是否可以在基于 UDP 协议实现的可靠传输协议中得到改进？

在之前这篇文章：[TCP 就没什么缺陷吗？] ，我已经说了 TCP 协议四个方面的缺陷：

升级 TCP 的工作很困难；
TCP 建立连接的延迟；
TCP 存在队头阻塞问题；
网络迁移需要重新建立 TCP 连接；

现在市面上已经有基于 UDP 协议实现的可靠传输协议的成熟方案了，那就是 QUIC 协议，已经应用在了 HTTP/3。

这次，聊聊 QUIC 是如何实现可靠传输的？又是如何解决上面 TCP 协议四个方面的缺陷？

QUIC 是如何实现可靠传输的？

要基于 UDP 实现的可靠传输协议，那么就要在应用层下功夫，也就是要设计好协议的头部字段。

拿 HTTP/3 举例子，在 UDP 报文头部与 HTTP 消息之间，共有 3 层头部：

整体看的视角是这样的：

接下来，分别对每一个 Header 做个介绍。

Packet Header

Packet Header 首次建立连接时和日常传输数据时使用的 Header 是不同的。如下图，注意我没有把 Header 所有字段都画出来，只是画出了重要的字段：

Packet Header

细分这两种：

Long Packet Header 用于首次建立连接。
Short Packet Header 用于日常传输数据。

QUIC 也是需要三次握手来建立连接的，主要目的是为了确定连接 ID。

建立连接时，连接 ID 是由服务器根据客户端的 Source Connection ID 字段生成的，这样后续传输时，双方只需要固定住 Destination Connection ID（连接 ID ），从而实现连接迁移功能。所以，你可以看到日常传输数据的 Short Packet Header 不需要在传输 Source Connection ID 字段了。

Short Packet Header 中的 Packet Number 是每个报文独一无二的编号，它是严格递增的，也就是说就算 Packet N 丢失了，重传的 Packet N 的 Packet Number 已经不是 N，而是一个比 N 大的值。

为什么要这么设计呢？

我们先来看看 TCP 的问题，TCP 在重传报文时的序列号和原始报文的序列号是一样的，也正是由于这个特性，引入了 TCP 重传的歧义问题。

TCP 重传的歧义问题

比如上图，当 TCP 发生超时重传后，客户端发起重传，然后接收到了服务端确认 ACK 。由于客户端原始报文和重传报文序列号都是一样的，那么服务端针对这两个报文回复的都是相同的 ACK。

这样的话，客户端就无法判断出是原始报文的响应还是重传报文的响应，这样在计算 RTT（往返时间）时应该选择从发送原始报文开始计算，还是重传原始报文开始计算呢？

如果算成原始报文的响应，但实际上是重传报文的响应（上图右），会导致采样 RTT 变大；
如果算成重传报文的响应，但实际上是原始报文的响应（上图左），又很容易导致采样 RTT 过小；

RTT 计算不精确的话，那么 RTO （超时时间）也就不精确，因为 RTO 是基于 RTT 来计算的，RTO 计算不准确可能导致重传的概率事件增大。

QUIC 报文中的 Pakcet Number 是严格递增的，即使是重传报文，它的 Pakcet Number 也是递增的，这样就能更加精确计算出报文的 RTT。

如果 ACK 的 Packet Number 是 N+M，就根据重传报文计算采样 RTT。如果 ACK 的 Pakcet Number 是 N，就根据原始报文的时间计算采样 RTT，没有歧义性的问题。

另外，还有一个好处，QUIC 使用的 Packet Number 单调递增的设计，可以让数据包不再像TCP 那样必须有序确认，QUIC 支持乱序确认，当数据包Packet N 丢失后，只要有新的已接收数据包确认，当前窗口就会继续向右滑动。

待发送端超过一定时间没收到 Packet N 的确认报文后，会将需要重传的数据包放到待发送队列，重新编号比如数据包 Packet N+M 后重新发送给接收端，对重传数据包的处理跟发送新的数据包类似，这样就不会因为丢包重传将当前窗口阻塞在原地，从而解决了队头阻塞问题。

所以，Packet Number 单调递增的两个好处：

可以更加精确计算 RTT，没有 TCP 重传的歧义性问题；
可以支持乱序确认，防止因为丢包重传将当前窗口阻塞在原地，而 TCP 必须是顺序确认的，丢包时会导致窗口不滑动；

QUIC Frame Header

一个 Packet 报文中可以存放多个 QUIC Frame。

每一个 Frame 都有明确的类型，针对类型的不同，功能也不同，自然格式也不同。我这里只举例 Stream 类型的 Frame 格式，Stream 可以认为就是一条 HTTP 请求，它长这样：

Stream ID 作用：多个并发传输的 HTTP 消息，通过不同的 Stream ID 加以区别；
Offset 作用：类似于 TCP 协议中的 Seq 序号，保证数据的顺序性和可靠性；
Length 作用：指明了 Frame 数据的长度。

在前面介绍 Packet Header 时，说到 Packet Number 是严格递增，即使重传报文的 Packet Number 也是递增的，既然重传数据包的 Packet N+M 与丢失数据包的 Packet N 编号并不一致，我们怎么确定这两个数据包的内容一样呢？

所以引入 Frame Header 这一层，通过 Stream ID + Offset 字段信息实现数据的有序性，通过比较两个数据包的 Stream ID 与 Stream Offset ，如果都是一致，就说明这两个数据包的内容一致。

举个例子，下图中，数据包 Packet N 丢失了，后面重传该数据包的编号为 Packet N+2，丢失的数据包和重传的数据包 Stream ID 与 Offset 都一致，说明这两个数据包的内容一致。这些数据包传输到接收端后，接收端能根据 Stream ID 与 Offset 字段信息将 Stream x 和 Stream x+y 按照顺序组织起来，然后交给应用程序处理。

总的来说，QUIC 通过单向递增的 Packet Number，配合 Stream ID 与 Offset 字段信息，可以支持乱序确认而不影响数据包的正确组装，摆脱了TCP 必须按顺序确认应答 ACK 的限制，解决了 TCP 因某个数据包重传而阻塞后续所有待发送数据包的问题。

QUIC 是如何解决 TCP 队头阻塞问题的？

什么是 TCP 队头阻塞问题？

TCP 队头阻塞的问题要从两个角度看，一个是发送窗口的队头阻塞，另外一个是接收窗口的队头阻塞。

先来说说发送窗口的队头阻塞。

TCP 发送出去的数据，都是需要按序确认的，只有在数据都被按顺序确认完后，发送窗口才会往前滑动。

举个例子，比如下图的发送方把发送窗口内的数据全部都发出去了，可用窗口的大小就为 0 了，表明可用窗口耗尽，在没收到 ACK 确认之前是无法继续发送数据了。

可用窗口耗尽

接着，当发送方收到对第 32~36 字节的 ACK 确认应答后，则滑动窗口往右边移动 5 个字节，因为有 5 个字节的数据被应答确认，接下来第 52~56 字节又变成了可用窗口，那么后续也就可以发送 52~56 这 5 个字节的数据了。

32 ~ 36 字节已确认

但是如果某个数据报文丢失或者其对应的 ACK 报文在网络中丢失，会导致发送方无法移动发送窗口，这时就无法再发送新的数据，只能超时重传这个数据报文，直到收到这个重传报文的 ACK，发送窗口才会移动，继续后面的发送行为。

举个例子，比如下图，客户端是发送方，服务器是接收方。

客户端发送了第 5～9 字节的数据，但是第 5 字节的 ACK 确认报文在网络中丢失了，那么即使客户端收到第 6～9 字节的 ACK 确认报文，发送窗口也不会往前移动。

此时的第 5 字节相当于“队头”，因为没有收到“队头”的 ACK 确认报文，导致发送窗口无法往前移动，此时发送方就无法继续发送后面的数据，相当于按下了发送行为的暂停键，这就是发送窗口的队头阻塞问题。

再来说说接收窗口的队头阻塞。

接收方收到的数据范围必须在接收窗口范围内，如果收到超过接收窗口范围的数据，就会丢弃该数据，比如下图接收窗口的范围是 32 ～ 51 字节，如果收到第 52 字节以上数据都会被丢弃。

接收窗口

接收窗口什么时候才能滑动？当接收窗口收到有序数据时，接收窗口才能往前滑动，然后那些已经接收并且被确认的「有序」数据就可以被应用层读取。

但是，当接收窗口收到的数据不是有序的，比如收到第 33～40 字节的数据，由于第 32 字节数据没有收到，接收窗口无法向前滑动，那么即使先收到第 33～40 字节的数据，这些数据也无法被应用层读取的。只有当发送方重传了第 32 字节数据并且被接收方收到后，接收窗口才会往前滑动，然后应用层才能从内核读取第 32～40 字节的数据。

好了，至此发送窗口和接收窗口的队头阻塞问题都说完了，这两个问题的原因都是因为 TCP 必须按序处理数据，也就是 TCP 层为了保证数据的有序性，只有在处理完有序的数据后，滑动窗口才能往前滑动，否则就停留。

停留「发送窗口」会使得发送方无法继续发送数据。
停留「接收窗口」会使得应用层无法读取新的数据。

其实也不能怪 TCP 协议，它本来设计目的就是为了保证数据的有序性。

HTTP/2 的队头阻塞

HTTP/2 通过抽象出 Stream 的概念，实现了 HTTP 并发传输，一个 Stream 就代表 HTTP/1.1 里的请求和响应。

HTTP/2

在 HTTP/2 连接上，不同 Stream 的帧是可以乱序发送的（因此可以并发不同的 Stream ），因为每个帧的头部会携带 Stream ID 信息，所以接收端可以通过 Stream ID 有序组装成 HTTP 消息，而同一 Stream 内部的帧必须是严格有序的。

但是 HTTP/2 多个 Stream 请求都是在一条 TCP 连接上传输，这意味着多个 Stream 共用同一个 TCP 滑动窗口，那么当发生数据丢失，滑动窗口是无法往前移动的，此时就会阻塞住所有的 HTTP 请求，这属于 TCP 层队头阻塞。

没有队头阻塞的 QUIC

QUIC 也借鉴 HTTP/2 里的 Stream 的概念，在一条 QUIC 连接上可以并发发送多个 HTTP 请求 (Stream)。

但是 QUIC 给每一个 Stream 都分配了一个独立的滑动窗口，这样使得一个连接上的多个 Stream 之间没有依赖关系，都是相互独立的，各自控制的滑动窗口。

假如 Stream2 丢了一个 UDP 包，也只会影响 Stream2 的处理，不会影响其他 Stream，与 HTTP/2 不同，HTTP/2 只要某个流中的数据包丢失了，其他流也会因此受影响。

QUIC 是如何做流量控制的？

TCP 流量控制是通过让「接收方」告诉「发送方」，它（接收方）的接收窗口有多大，从而让「发送方」根据「接收方」的实际接收能力控制发送的数据量。

在前面说到，TCP 的接收窗口在收到有序的数据后，接收窗口才能往前滑动，否则停止滑动；TCP 的发送窗口在收到对已发送数据的顺序确认 ACK后，发送窗口才能往前滑动，否则停止滑动。

QUIC 是基于 UDP 传输的，而 UDP 没有流量控制，因此 QUIC 实现了自己的流量控制机制。不过，QUIC 的滑动窗口滑动的条件跟 TCP 有所差别的。

QUIC 实现了两种级别的流量控制，分别为 Stream 和 Connection 两种级别：

Stream 级别的流量控制：每个 Stream 都有独立的滑动窗口，所以每个 Stream 都可以做流量控制，防止单个 Stream 消耗连接（Connection）的全部接收缓冲。
Connection 流量控制：限制连接中所有 Stream 相加起来的总字节数，防止发送方超过连接的缓冲容量。

Stream 级别的流量控制

回想一下 TCP，当发送方发送 seq1、seq2、seq3 报文，由于 seq2 报文丢失了，接收方收到 seq1 后会 ack1，然后接收方收到 seq3 后还是回 ack1（因为没有收到 seq2），这时发送窗口无法往前滑动。

但是，QUIC 就不一样了，即使中途有报文丢失，发送窗口依然可以往前滑动，具体怎么做到的呢？我们来看看。

最开始，接收方的接收窗口初始状态如下：

接着，接收方收到了发送方发送过来的数据，有的数据被上层读取了，有的数据丢包了，此时的接收窗口状况如下：

可以看到，接收窗口的左边界取决于接收到的最大偏移字节数，此时的接收窗口 = 最大窗口数 - 接收到的最大偏移数，这里就跟 TCP 不一样了。

那接收窗口触发的滑动条件是什么呢？看下图：

接收窗口触发的滑动

当图中的绿色部分数据超过最大接收窗口的一半后，最大接收窗口向右移动，同时给对端发送「窗口更新帧」。当发送方收到接收方的窗口更新帧后，发送窗口也会往前滑动，即使中途有丢包，依然也会滑动，这样就防止像 TCP 那样在出现丢包的时候，导致发送窗口无法移动，从而避免了无法继续发送数据。

在前面我们说过，每个 Stream 都有各自的滑动窗口，不同 Stream 互相独立，队头的 Stream A 被阻塞后，不妨碍 StreamB、C的读取。而对于 TCP 而言，其不知道将不同的 Stream 交给上层哪一个请求，因此同一个Connection内，Stream A 被阻塞后，StreamB、C 必须等待。

经过了解完 QUIC 的流量控制机制后，对于队头阻塞问题解决得更加彻底。

QUIC 协议中同一个 Stream 内，滑动窗口的移动仅取决于接收到的最大字节偏移（尽管期间可能有部分数据未被接收），而对于 TCP 而言，窗口滑动必须保证此前的 packet 都有序的接收到了，其中一个 packet 丢失就会导致窗口等待。

Connection 流量控制

而对于 Connection 级别的流量窗口，其接收窗口大小就是各个 Stream 接收窗口大小之和。

Connection 流量控制

上图所示的例子，所有 Streams 的最大窗口数为 120，其中：

Stream 1 的最大接收偏移为 100，可用窗口 = 120 - 100 = 20
Stream 2 的最大接收偏移为 90，可用窗口 = 120 - 90 = 30
Stream 3 的最大接收偏移为 110，可用窗口 = 120 - 110 = 10

那么整个 Connection 的可用窗口 = 20 + 30 + 10 = 60

可用窗口 = Stream 1 可用窗口 + Stream 2 可用窗口 + Stream 3 可用窗口

QUIC 对拥塞控制改进

QUIC 协议当前默认使用了 TCP 的 Cubic 拥塞控制算法（我们熟知的慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复策略），同时也支持 CubicBytes、Reno、RenoBytes、BBR、PCC 等拥塞控制算法，相当于将 TCP 的拥塞控制算法照搬过来了，QUIC 是如何改进 TCP 的拥塞控制算法的呢？

QUIC 是处于应用层的，应用程序层面就能实现不同的拥塞控制算法，不需要操作系统，不需要内核支持。这是一个飞跃，因为传统的 TCP 拥塞控制，必须要端到端的网络协议栈支持，才能实现控制效果。而内核和操作系统的部署成本非常高，升级周期很长，所以 TCP 拥塞控制算法迭代速度是很慢的。而 QUIC 可以随浏览器更新，QUIC 的拥塞控制算法就可以有较快的迭代速度。

TCP 更改拥塞控制算法是对系统中所有应用都生效，无法根据不同应用设定不同的拥塞控制策略。但是因为 QUIC 处于应用层，所以就可以针对不同的应用设置不同的拥塞控制算法，这样灵活性就很高了。

QUIC 更快的连接建立

对于 HTTP/1 和 HTTP/2 协议，TCP 和 TLS 是分层的，分别属于内核实现的传输层、openssl 库实现的表示层，因此它们难以合并在一起，需要分批次来握手，先 TCP 握手（1RTT），再 TLS 握手（2RTT），所以需要 3RTT 的延迟才能传输数据，就算 Session 会话服用，也需要至少 2 个 RTT。

HTTP/3 在传输数据前虽然需要 QUIC 协议握手，这个握手过程只需要 1 RTT，握手的目的是为确认双方的「连接 ID」，连接迁移就是基于连接 ID 实现的。

但是 HTTP/3 的 QUIC 协议并不是与 TLS 分层，而是QUIC 内部包含了 TLS，它在自己的帧会携带 TLS 里的“记录”，再加上 QUIC 使用的是 TLS1.3，因此仅需 1 个 RTT 就可以「同时」完成建立连接与密钥协商，甚至在第二次连接的时候，应用数据包可以和 QUIC 握手信息（连接信息 + TLS 信息）一起发送，达到 0-RTT 的效果。

如下图右边部分，HTTP/3 当会话恢复时，有效负载数据与第一个数据包一起发送，可以做到 0-RTT：

QUIC 是如何迁移连接的？

基于 TCP 传输协议的 HTTP 协议，由于是通过四元组（源 IP、源端口、目的 IP、目的端口）确定一条 TCP 连接。

图片

那么当移动设备的网络从 4G 切换到 WIFI 时，意味着 IP 地址变化了，那么就必须要断开连接，然后重新建立 TCP 连接。

而建立连接的过程包含 TCP 三次握手和 TLS 四次握手的时延，以及 TCP 慢启动的减速过程，给用户的感觉就是网络突然卡顿了一下，因此连接的迁移成本是很高的。

QUIC 协议没有用四元组的方式来“绑定”连接，而是通过连接 ID来标记通信的两个端点，客户端和服务器可以各自选择一组 ID 来标记自己，因此即使移动设备的网络变化后，导致 IP 地址变化了，只要仍保有上下文信息（比如连接 ID、TLS 密钥等），就可以“无缝”地复用原连接，消除重连的成本，没有丝毫卡顿感，达到了连接迁移的功能。

参考资料：

https://www.taohui.tech/2021/02/04/%E7%BD%91%E7%BB%9C%E5%8D%8F%E8%AE%AE/%E6%B7%B1%E5%85%A5%E5%89%96%E6%9E%90HTTP3%E5%8D%8F%E8%AE%AE/
https://zhuanlan.zhihu.com/p/32553477