如何用 UDP 實現可靠傳輸？

作者：小林 coding

圖解網站：https://xiaolincoding.com/

大家好，我是小林。

我記得之前在羣裏看到，有位讀者字節一面的時候被問到：「如何基於 UDP 協議實現可靠傳輸？」

很多同學第一反應就會說把 TCP 可靠傳輸的特性（序列號、確認應答、超時重傳、流量控制、擁塞控制）在應用層實現一遍。

實現的思路確實這樣沒錯，但是有沒有想過，既然 TCP 天然支持可靠傳輸，爲什麼還需要基於 UDP 實現可靠傳輸呢？這不是重複造輪子嗎？

所以，我們要先弄清楚 TCP 協議有哪些痛點？而這些痛點是否可以在基於 UDP 協議實現的可靠傳輸協議中得到改進？

在之前這篇文章：TCP 就沒什麼缺陷嗎？，我已經說了 TCP 協議四個方面的缺陷：

現在市面上已經有基於 UDP 協議實現的可靠傳輸協議的成熟方案了，那就是 QUIC 協議，已經應用在了 HTTP/3。

這次，聊聊 QUIC 是如何實現可靠傳輸的？又是如何解決上面 TCP 協議四個方面的缺陷？

QUIC 是如何實現可靠傳輸的？

要基於 UDP 實現的可靠傳輸協議，那麼就要在應用層下功夫，也就是要設計好協議的頭部字段。

拿 HTTP/3 舉例子，在 UDP 報文頭部與 HTTP 消息之間，共有 3 層頭部：

整體看的視角是這樣的：

接下來，分別對每一個 Header 做個介紹。

Packet Header

Packet Header 首次建立連接時和日常傳輸數據時使用的 Header 是不同的。如下圖，注意我沒有把 Header 所有字段都畫出來，只是畫出了重要的字段：

Packet Header

細分這兩種：

QUIC 也是需要三次握手來建立連接的，主要目的是爲了確定連接 ID。

建立連接時，連接 ID 是由服務器根據客戶端的 Source Connection ID 字段生成的，這樣後續傳輸時，雙方只需要固定住 Destination Connection ID（連接 ID ），從而實現連接遷移功能。所以，你可以看到日常傳輸數據的 Short Packet Header 不需要在傳輸 Source Connection ID 字段了。

Short Packet Header 中的 Packet Number 是每個報文獨一無二的編號，它是嚴格遞增的，也就是說就算 Packet N 丟失了，重傳的 Packet N 的 Packet Number 已經不是 N，而是一個比 N 大的值。

爲什麼要這麼設計呢？

我們先來看看  TCP 的問題，TCP 在重傳報文時的序列號和原始報文的序列號是一樣的，也正是由於這個特性，引入了 TCP 重傳的歧義問題。

TCP 重傳的歧義問題

比如上圖，當 TCP 發生超時重傳後，客戶端發起重傳，然後接收到了服務端確認 ACK 。由於客戶端原始報文和重傳報文序列號都是一樣的，那麼服務端針對這兩個報文回覆的都是相同的 ACK。

這樣的話，客戶端就無法判斷出是原始報文的響應還是重傳報文的響應，這樣在計算 RTT（往返時間） 時應該選擇從發送原始報文開始計算，還是重傳原始報文開始計算呢？

RTT 計算不精確的話，那麼 RTO （超時時間）也就不精確，因爲 RTO 是基於 RTT 來計算的，RTO 計算不準確可能導致重傳的概率事件增大。

QUIC 報文中的 Pakcet Number 是嚴格遞增的， 即使是重傳報文，它的 Pakcet Number 也是遞增的，這樣就能更加精確計算出報文的 RTT。

如果 ACK 的 Packet Number 是 N+M，就根據重傳報文計算採樣 RTT。如果 ACK 的 Pakcet Number 是 N，就根據原始報文的時間計算採樣 RTT，沒有歧義性的問題。

另外，還有一個好處，QUIC 使用的 Packet Number 單調遞增的設計，可以讓數據包不再像 TCP 那樣必須有序確認，QUIC 支持亂序確認，當數據包 Packet N 丟失後，只要有新的已接收數據包確認，當前窗口就會繼續向右滑動。

待發送端超過一定時間沒收到 Packet N 的確認報文後，會將需要重傳的數據包放到待發送隊列，重新編號比如數據包 Packet N+M 後重新發送給接收端，對重傳數據包的處理跟發送新的數據包類似，這樣就不會因爲丟包重傳將當前窗口阻塞在原地，從而解決了隊頭阻塞問題。

所以，Packet Number 單調遞增的兩個好處：

QUIC Frame Header

一個 Packet 報文中可以存放多個 QUIC Frame。

每一個 Frame 都有明確的類型，針對類型的不同，功能也不同，自然格式也不同。我這裏只舉例  Stream 類型的 Frame 格式，Stream 可以認爲就是一條 HTTP 請求，它長這樣：

在前面介紹 Packet Header 時，說到 Packet Number 是嚴格遞增，即使重傳報文的 Packet Number 也是遞增的，既然重傳數據包的 Packet N+M 與丟失數據包的 Packet N 編號並不一致，我們怎麼確定這兩個數據包的內容一樣呢？

所以引入 Frame Header 這一層，通過 Stream ID + Offset 字段信息實現數據的有序性，通過比較兩個數據包的 Stream ID 與 Stream Offset ，如果都是一致，就說明這兩個數據包的內容一致。

舉個例子，下圖中，數據包 Packet N 丟失了，後面重傳該數據包的編號爲 Packet N+2，丟失的數據包和重傳的數據包 Stream ID 與 Offset 都一致，說明這兩個數據包的內容一致。這些數據包傳輸到接收端後，接收端能根據 Stream ID 與 Offset 字段信息將  Stream x 和 Stream x+y 按照順序組織起來，然後交給應用程序處理。

總的來說，QUIC 通過單向遞增的 Packet Number，配合 Stream ID 與 Offset 字段信息，可以支持亂序確認而不影響數據包的正確組裝，擺脫了 TCP 必須按順序確認應答 ACK 的限制，解決了 TCP 因某個數據包重傳而阻塞後續所有待發送數據包的問題。

QUIC 是如何解決 TCP 隊頭阻塞問題的？

什麼是 TCP 隊頭阻塞問題？

TCP 隊頭阻塞的問題要從兩個角度看，一個是發送窗口的隊頭阻塞，另外一個是接收窗口的隊頭阻塞。

先來說說發送窗口的隊頭阻塞。

TCP 發送出去的數據，都是需要按序確認的，只有在數據都被按順序確認完後，發送窗口才會往前滑動。

舉個例子，比如下圖的發送方把發送窗口內的數據全部都發出去了，可用窗口的大小就爲 0 了，表明可用窗口耗盡，在沒收到 ACK 確認之前是無法繼續發送數據了。

可用窗口耗盡

接着，當發送方收到對第 32~36 字節的 ACK 確認應答後，則滑動窗口往右邊移動 5 個字節，因爲有 5 個字節的數據被應答確認，接下來第 52~56 字節又變成了可用窗口，那麼後續也就可以發送 52~56 這 5 個字節的數據了。

32 ~ 36 字節已確認

但是如果某個數據報文丟失或者其對應的 ACK 報文在網絡中丟失，會導致發送方無法移動發送窗口，這時就無法再發送新的數據，只能超時重傳這個數據報文，直到收到這個重傳報文的 ACK，發送窗口才會移動，繼續後面的發送行爲。

舉個例子，比如下圖，客戶端是發送方，服務器是接收方。

客戶端發送了第 5～9 字節的數據，但是第 5 字節的 ACK 確認報文在網絡中丟失了，那麼即使客戶端收到第 6～9 字節的 ACK 確認報文，發送窗口也不會往前移動。

此時的第 5 字節相當於 “隊頭”，因爲沒有收到“隊頭” 的 ACK 確認報文，導致發送窗口無法往前移動，此時發送方就無法繼續發送後面的數據，相當於按下了發送行爲的暫停鍵，這就是發送窗口的隊頭阻塞問題。

再來說說接收窗口的隊頭阻塞。

接收方收到的數據範圍必須在接收窗口範圍內，如果收到超過接收窗口範圍的數據，就會丟棄該數據，比如下圖接收窗口的範圍是 32 ～ 51 字節，如果收到第 52 字節以上數據都會被丟棄。

接收窗口

接收窗口什麼時候才能滑動？當接收窗口收到有序數據時，接收窗口才能往前滑動，然後那些已經接收並且被確認的「有序」數據就可以被應用層讀取。

但是，當接收窗口收到的數據不是有序的，比如收到第 33～40 字節的數據，由於第 32 字節數據沒有收到， 接收窗口無法向前滑動，那麼即使先收到第 33～40 字節的數據，這些數據也無法被應用層讀取的。只有當發送方重傳了第 32 字節數據並且被接收方收到後，接收窗口才會往前滑動，然後應用層才能從內核讀取第 32～40 字節的數據。

好了，至此發送窗口和接收窗口的隊頭阻塞問題都說完了，這兩個問題的原因都是因爲 TCP 必須按序處理數據，也就是 TCP 層爲了保證數據的有序性，只有在處理完有序的數據後，滑動窗口才能往前滑動，否則就停留。

其實也不能怪 TCP 協議，它本來設計目的就是爲了保證數據的有序性。

HTTP/2  的隊頭阻塞

HTTP/2 通過抽象出 Stream 的概念，實現了 HTTP 併發傳輸，一個 Stream 就代表 HTTP/1.1 裏的請求和響應。

HTTP/2

在 HTTP/2 連接上，不同 Stream 的幀是可以亂序發送的（因此可以併發不同的 Stream ），因爲每個幀的頭部會攜帶 Stream ID 信息，所以接收端可以通過 Stream ID 有序組裝成 HTTP 消息，而同一 Stream 內部的幀必須是嚴格有序的。

但是 HTTP/2 多個 Stream 請求都是在一條 TCP 連接上傳輸，這意味着多個 Stream 共用同一個 TCP 滑動窗口，那麼當發生數據丟失，滑動窗口是無法往前移動的，此時就會阻塞住所有的 HTTP 請求，這屬於 TCP 層隊頭阻塞。

沒有隊頭阻塞的 QUIC

QUIC 也借鑑 HTTP/2 裏的 Stream 的概念，在一條 QUIC 連接上可以併發發送多個 HTTP 請求 (Stream)。

但是 QUIC 給每一個 Stream 都分配了一個獨立的滑動窗口，這樣使得一個連接上的多個 Stream 之間沒有依賴關係，都是相互獨立的，各自控制的滑動窗口。

假如 Stream2 丟了一個 UDP 包，也只會影響 Stream2 的處理，不會影響其他 Stream，與 HTTP/2 不同，HTTP/2 只要某個流中的數據包丟失了，其他流也會因此受影響。

QUIC 是如何做流量控制的？

TCP 流量控制是通過讓「接收方」告訴「發送方」，它（接收方）的接收窗口有多大，從而讓「發送方」根據「接收方」的實際接收能力控制發送的數據量。

在前面說到，TCP 的接收窗口在收到有序的數據後，接收窗口才能往前滑動，否則停止滑動；TCP 的發送窗口在收到對已發送數據的順序確認 ACK 後，發送窗口才能往前滑動，否則停止滑動。

QUIC 是基於 UDP 傳輸的，而 UDP 沒有流量控制，因此 QUIC 實現了自己的流量控制機制。不過，QUIC 的滑動窗口滑動的條件跟 TCP 有所差別的。

QUIC 實現了兩種級別的流量控制，分別爲 Stream 和 Connection 兩種級別：

Stream 級別的流量控制

回想一下 TCP，當發送方發送 seq1、seq2、seq3 報文，由於 seq2 報文丟失了，接收方收到 seq1 後會 ack1，然後接收方收到 seq3 後還是回 ack1（因爲沒有收到 seq2），這時發送窗口無法往前滑動。

但是，QUIC 就不一樣了，即使中途有報文丟失，發送窗口依然可以往前滑動，具體怎麼做到的呢？我們來看看。

最開始，接收方的接收窗口初始狀態如下：

接着，接收方收到了發送方發送過來的數據，有的數據被上層讀取了，有的數據丟包了，此時的接收窗口狀況如下：

可以看到，接收窗口的左邊界取決於接收到的最大偏移字節數，此時的接收窗口 = 最大窗口數 - 接收到的最大偏移數，這裏就跟 TCP 不一樣了。

那接收窗口觸發的滑動條件是什麼呢？看下圖：

接收窗口觸發的滑動

當圖中的綠色部分數據超過最大接收窗口的一半後，最大接收窗口向右移動，同時給對端發送「窗口更新幀」。當發送方收到接收方的窗口更新幀後，發送窗口也會往前滑動，即使中途有丟包，依然也會滑動，這樣就防止像 TCP 那樣在出現丟包的時候，導致發送窗口無法移動，從而避免了無法繼續發送數據。

在前面我們說過，每個 Stream 都有各自的滑動窗口，不同 Stream 互相獨立，隊頭的 Stream A 被阻塞後，不妨礙 StreamB、C 的讀取。而對於 TCP 而言，其不知道將不同的 Stream 交給上層哪一個請求，因此同一個 Connection 內，Stream A 被阻塞後，StreamB、C 必須等待。

經過了解完 QUIC 的流量控制機制後，對於隊頭阻塞問題解決得更加徹底。

QUIC 協議中同一個 Stream 內，滑動窗口的移動僅取決於接收到的最大字節偏移（儘管期間可能有部分數據未被接收），而對於 TCP 而言，窗口滑動必須保證此前的 packet 都有序的接收到了，其中一個 packet 丟失就會導致窗口等待。

Connection 流量控制

而對於 Connection 級別的流量窗口，其接收窗口大小就是各個 Stream 接收窗口大小之和。

Connection 流量控制

上圖所示的例子，所有 Streams 的最大窗口數爲 120，其中：

那麼整個 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 對擁塞控制改進

QUIC 協議當前默認使用了 TCP 的 Cubic 擁塞控制算法（我們熟知的慢開始、擁塞避免、快重傳、快恢復策略），同時也支持 CubicBytes、Reno、RenoBytes、BBR、PCC 等擁塞控制算法，相當於將 TCP 的擁塞控制算法照搬過來了，QUIC 是如何改進 TCP 的擁塞控制算法的呢？

QUIC 是處於應用層的，應用程序層面就能實現不同的擁塞控制算法，不需要操作系統，不需要內核支持。這是一個飛躍，因爲傳統的 TCP 擁塞控制，必須要端到端的網絡協議棧支持，才能實現控制效果。而內核和操作系統的部署成本非常高，升級週期很長，所以 TCP 擁塞控制算法迭代速度是很慢的。而 QUIC 可以隨瀏覽器更新，QUIC 的擁塞控制算法就可以有較快的迭代速度。

TCP 更改擁塞控制算法是對系統中所有應用都生效，無法根據不同應用設定不同的擁塞控制策略。但是因爲 QUIC 處於應用層，所以就可以針對不同的應用設置不同的擁塞控制算法，這樣靈活性就很高了。

QUIC 更快的連接建立

對於 HTTP/1 和 HTTP/2 協議，TCP 和 TLS 是分層的，分別屬於內核實現的傳輸層、openssl 庫實現的表示層，因此它們難以合併在一起，需要分批次來握手，先 TCP 握手（1RTT），再 TLS 握手（2RTT），所以需要 3RTT 的延遲才能傳輸數據，就算 Session 會話服用，也需要至少 2 個 RTT。

HTTP/3 在傳輸數據前雖然需要 QUIC 協議握手，這個握手過程只需要 1 RTT，握手的目的是爲確認雙方的「連接 ID」，連接遷移就是基於連接 ID 實現的。

但是 HTTP/3 的 QUIC 協議並不是與 TLS 分層，而是 QUIC 內部包含了 TLS，它在自己的幀會攜帶 TLS 裏的 “記錄”，再加上 QUIC 使用的是 TLS1.3，因此僅需 1 個 RTT 就可以「同時」完成建立連接與密鑰協商，甚至在第二次連接的時候，應用數據包可以和 QUIC 握手信息（連接信息 + TLS 信息）一起發送，達到 0-RTT 的效果。

如下圖右邊部分，HTTP/3 當會話恢復時，有效負載數據與第一個數據包一起發送，可以做到 0-RTT：

QUIC 是如何遷移連接的？

基於 TCP 傳輸協議的 HTTP 協議，由於是通過四元組（源 IP、源端口、目的 IP、目的端口）確定一條 TCP 連接。

那麼當移動設備的網絡從 4G 切換到 WIFI 時，意味着 IP 地址變化了，那麼就必須要斷開連接，然後重新建立 TCP 連接。

而建立連接的過程包含 TCP 三次握手和 TLS 四次握手的時延，以及 TCP 慢啓動的減速過程，給用戶的感覺就是網絡突然卡頓了一下，因此連接的遷移成本是很高的。

QUIC 協議沒有用四元組的方式來 “綁定” 連接，而是通過連接 ID 來標記通信的兩個端點，客戶端和服務器可以各自選擇一組 ID 來標記自己，因此即使移動設備的網絡變化後，導致 IP 地址變化了，只要仍保有上下文信息（比如連接 ID、TLS 密鑰等），就可以 “無縫” 地複用原連接，消除重連的成本，沒有絲毫卡頓感，達到了連接遷移的功能。

參考資料：

小林 coding 專注圖解計算機基礎，讓天下沒有難懂的八股文！刷題網站：xiaolincoding.com

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