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1980年8月，用户数据报协议（UDP）由John Postel添加到到核心网络协议族中，UDP协议起始于TCP/IP协议之后，但和TCP和IP规范被分裂成为两个独立的RFC的时间差不多。这个时机是非常重要的，因为正如我们将看到的，UDP重要的特点不是他带了什么新特性，而是他忽略了的那些特性。UDP（RFC 768）是通俗称为空协议，它描述的操作，基本上可以容纳在一张餐巾纸上。
数据报 一个自包含的，独立的数据实体，其承载了足够的信息，使其可以从源路由到达目标路由，而不依赖于在网络节点间和底层传输网络中的前面数据包。
数据报文（Datagram）和数据包（Packet）两个术语往交替使用，但其实二者有一些细微差别。数据包（packet）一般用来描述任何格式的数据块，而数据报（Datagram）往往被保留用来描述通过一个不可靠的服务传输的数据包（Packet） - 没有传输保障，没有失败通知。正因为如此，你经常发现有人用不可靠（Unreliable）来替代UDP官方定义中的User，我们可以理解成“不可靠的数据报协议”。这也是为什么UDP包一般或者说更准确的被称为数据报（Datagram）。
UDP的一个最著名的也是所有浏览器和网络应用都要依赖的应用就是DNS服务，任何一个Host名称，我们需要在数据交换之前获取它的IP地址。不过，即使是浏览器本身依赖于UDP的，但UDP从来没有作为网页获取和浏览器应用传输协议的第一选择。当然，WebRTC的出现，情况有所变化了。
新的Web实时通信（WebRTC）标准，由IETF和W3C工作组共同制定，实现实时通信，如语音和视频呼叫，以及其他形式的对等（P2P）通信，其就是在浏览器中采用了UDP。WebRTC中，UDP是首选的传输协议。我们将在第18章中深入讨论WebRTC ，但在此之前，我们首先探讨一下UDP协议的内部运作，了解一下WebRTC为什么选择UDP协议。
要了解UDP和为什么它通常被称为“空协议”，我们首先需要了解一下互联网协议（IP），它位于TCP和UDP协议层下面。
IP层主要任务就是基于地址将数据报从源主机发送到目的主机。要做到这一点，消息都封装在一个IP包（ 图3-1 ），标识源和目的地址，以及一些其他路由参数。
我们再次强调一下上面提到的数据报这个术语的含义：IP层提供了不可靠的数据传输，既没有消息确认，也没有丢失通知， IP层直接把这一层的不可靠性暴露给上层。如果一个数据报在传输过程中因为某个路由节点拥塞，高负荷，或因其他原因丢失，那么由IP上层的协议来检测，恢复，并重传数据 - 当然这是在上层有这个需求的时候！
图3-1 IPv4报头（20字节）
UDP协议在IP包的基础上增加了新的报头（ 图3-2 ），它只增加了四个额外的字段：源端口，目的端口，数据包长度，数据校验消息。因此，当IP层传送数据包到目的主机时，主机解开UDP数据包，通过目的端口识别目标应用程序，并发送消息。除此之外，再无其他。
图3-2 UDP报头（8字节）
事实上，UDP报头中的源端口和校验字段都是可选字段。IP数据包中已经包含它自己的报头校验和，应用层完全可以选择忽略UDP的校验字段，这意味着UDP层所有的错误检测和纠错，可以委托给上述应用层校验。其核心，UDP只是在IP层之上提供了“应用层复用”特性，也就是嵌入了源和目标端口。考虑到这一点，我们现在可以总结UDP所有不能提供的服务：
无消息传输保证
没有确认，重发，或超时
无法保证按序传输
没有数据包的序列号，没有重新排序，无线头阻塞
无连接状态跟踪
没有连接建立或关闭的状态机
没有拥塞控制
无内置的客户端或网络反馈机制
TCP是一个面向字节流的协议，能够通过多个数据包发送应用程序的消息数据，包内本身没有任何明确的消息边界。为了实现这一目标，连接两端都分配了连接状态，并且数据包被排序，重发丢包，按顺序发送。相反UDP数据报有明确的界限：每一个数据报都被打包到一个IP包中，应用层读到的每一个UDP包都是完整的信息 - 数据包不能被分割。
UDP是一个简单的，无状态的协议，适合于引导上层的其他应用层协议 - 几乎所有的协议决策都留给它上面的应用层。然而，在你想实现自己的协议来取代TCP，你应该仔细考虑有关的复杂性，如UDP与其它层的交互（比如NAT穿越），以及网络协议一些最佳实践。没有仔细的规划和设计，设计一个新的协议不是一个好主意，最终也许实现成一个的简陋的TCP版本。各种算法和TCP状态机已经过几十年的锤炼和提升，并已采取几十种机制来保证他的性能。
非常不幸，IPv4地址只有32位长，它提供了最多42.9亿的IP地址。1994年中旬（RFC 1631），IP网络地址转换（NAT）规范，作为一个临时的解决方案，被提出来解决IPv4地址枯竭的问题 - 在上世纪90年代初期，互联网上的主机的数量开始成倍增长，我们根本无法为每台主机分配一个唯一的IP。
建议的IP重用的解决方案是在边缘网络中引入NAT设备，NAT将负责为维护本地IP和端口的元组到一个或多个全球唯一的（公共）IP地址和端口的元组的映射关系（图3 -3 ）。NAT内部的本地IP地址空间可以被许多不同的子网络重用，从而解决地址耗尽的问题。
图3-3 IP网络地址转换
不幸的也是经常发生的是，临时方案最后总是变成最终方案。NAT设备不仅仅用来解决IP地址枯竭的问题，他们也很快成为一个无处不在的网络部件，包括许多企业和家庭代理和路由器，安全设备，防火墙，和几十个其他的硬件和软件设备都包含了NAT功能。NAT不再是临时方案了，它已经成为互联网基础设施的一个组成部分。
保留的私人网络地址范围
互联网编号分配机构（IANA），这是一个负责全球IP地址分配的机构，预留了三个著名的私人网络段，经常用在NAT设备内部网络：
表3-1. 保留的IP地址段
|
IP地址段 |
地址数量 |
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10.0.0.0 - 10.255.255.255 |
16,777,216 |
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172.16.0.0 - 172.31.255.255 |
1,048,576 |
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192.168.0.0 - 192.168.255.255 |
65,536 |
大家应该熟悉上面所有或者部分地址段。基本情况是，本地路由器给您的计算机分配上面某个IP地址段中的一个地址 - 那是你在内部网络的私有IP地址，当与外部网络通信时，NAT将会做网络地址转换。
为了避免路由错误和混乱，公网主机不允许从上面任何这些保留的私有网络范围分配IP地址。
NAT转换的关键问题，至少对UDP而言，是它必须保存数据传输的路由表。NAT依赖网络连接状态，而UDP恰好没有 - 这是一个严重的不匹配，这也为UDP传输问题的根源。此外，现在很普通的一个情况就是NAT内网的设备有很多层，这只会使问题进一步复杂化。
每个TCP连接有一个明确的协议状态机，开始三次握手，跟着开始数据传输，最后关闭连接，有一个完整的流程。基于这种流程，NAT可以观察到每个连接状态，并可以根据需要创建和删除的路由条目。而UDP，既没有握手，也没有连接终止，同时没有任何状态机来监控连接状态。
通过UDP往外发送数据并不需要任何额外的工作，但请求的答复却需要NAT维护路由表，用来识别本地目标主机的IP和端口。因此，NAT必须保持每个UDP流的路由表信息，因为UDP是无状态的。
更糟的是，NAT需要知道什么时候清除路由记录，但UDP没有连接终止序列，任何时候，两端都可以停止发送数据包，不带任何通知。为了解决这个问题，UDP路由记录有一个老化定时器。这个定时器到底多长？”基本上没有明确的答案，而是取决于设备提供商，版本，配置等。因此，事实上长时间运行的UDP会话的最佳实践之一就是引入双向 keepalive报文，定期的重置路由上所有的NAT设备的老化计时器。
TCP超时和NAT
从技术原理上来说，在NAT设备没有必要为TCP连接提供超时老化机制。TCP协议有一个良好握手机制和终止序列包，NAT可以清晰的根据这些信息来添加或者删除路由记录。
不幸的是，在实际应用中，许多NAT设备为TCP提供了类似UDP的老化计时器。其结果是，在某些情况下，TCP连接也需要双向Keepalive报文。如果你的TCP连接突然下降，也许就是NAT设备的老化机制惹的祸。
不可预知的连接状态管理是NAT的一个严重问题，但对于许多应用程序的一个更大的问题是根本无法建立UDP连接。这对很多应用譬如P2P，如VoIP，游戏，文件共享等来说更是如此。这些应用往往通信双方需要同时充当客户端和服务端角色，使其能双向通信。
第一个问题是，在有NAT的场景下，内部客户端不知道它的公网IP??：它只知道它的内部IP地址，NAT设备对每一个UDP数据包进行重写，修改UDP包的源端口和地址，以及IP层的源IP地址。但是，如果客户端将私有IP地址作为应用层数据的一部分与外部网络地址进行通信，那么连接将不可避免地失败。因此，NAT这种“透明”的转换就有问题了，应用程序必须先发现它的公网IP??地址，如果它需要与外部网络中的一个地址进行通信。
然而，仅仅知道的自己的公网IP是无法保证UDP传输成功的。任何数据包到达拥有公网IP的NAT设备后??，也??有一个目的端口，NAT路由表中必须有一个外网IP端口与内网地址和端口的映射记录，数据才能真正达到目的地址。如果这个记录不存在，那么数据包被简单地丢弃（图3-4 ）。NAT作为一个简单的包过滤器，它没有办法自动确定内部路由映射关系，除非用户通过端口转发或者类似机制显式在NAT上进行了登记。
图3-4 由于缺少映射记录，收到的包被丢弃
需要注意的是，上面描述的问题对于客户端应用程序来说不是一个问题，客户端从内部网络中先发起连接，NAT自然会添加相应的路由。但是，对于那种需要主动接收连接（内网主机作为服务器）的应用如P2P应用（如VoIP），游戏终端，文件共享等等，就会碰到这个问题。
为了解决这种UDP的穿越问题，各种穿越技术（STUN，TURN，ICE）被提出了，用于建立在 两个内网主机之间建立端至端的连接。
STUN（RFC 5389）协议是一种允许主机应用程序发现网络中的NAT设备，并借助其来为当前连接分配公网IP??和端口元组（图3-5 ）的方案。要做到这一点，该协议需要借助一个第三方部署在公网上的STUN服务器。
图3-5 STUN查询公网IP和端口
假设STUN服务器的IP地址是可知的（通过DNS发现，或通过手动指定的地址），应用程序首先发送绑定请求到STUN服务器。相应的，STUN服务器回复一个响应，其中包含为其分配的客户端对外暴露的公网IP??地址和端口。这个简单的流程解决我们了我们前面讨论中遇到的几个问题：
有了这个机制，两端需要通过UDP进行通信时，他们会先发送绑定请求到各自的STUN服务器，收到各自STUN服务器的响应，然后他们可以使用各自分配的公共IP地址和端口进行数据交换了。
然而，在实际应用中，STUN是不足以处理所有的NAT的拓扑结构和网络配置。此外，不幸的是，在某些情况下，UDP可能会被防火墙或其他一些网络设备完全阻止 - 这种许多企业网络中不是一种罕见的情景。为了解决这个问题，只要STUN失败，我们还可以使用TURN协议（RFC 5766）作为备用方案，它可以运行在UDP上，还可以将UDP转换成TCP。
TRUN方案的关键就是中继（relay）。该协议依赖于公网上的中继来保证私网主机的可见性和可用性（ 图3-6 ）。
图3-6 TURN中继服务器
当然，这种通信方式的最明显的缺点就是他不再是P2P的通信。他需要依赖于TURN服务器来保证可靠的传输，TURN服务器成为一个瓶颈，维护TURN的成本将很高，至少TURN服务器需要足够的带宽来保证所有的数据流。因此，TURN方案最好作为最后的备用方案，只有在其他方案都失效的情况下才能使用。
STUN和TURN实践
google提供的Libjingle，是一个开放源码的C + +库，可以用它来创建P2P的应用，它在底层实现了STUN，TURN，ICE等协商。这个库用在Google Talk中，库文档为STUN与 TURN在现实世界中的性能提供了有价值的参考点：
不幸的是，即使采用STUN方案，有部分用户还是无法建立直接的P2P隧道。为了提供可靠的服务，我们还需要TURN中继，它可以作为STUN方案不可用情况下的一个备选方案。
建立一个有效的NAT穿越解决方案，不是一件简单容易的事情。值得庆幸的是，我们可以借助ICE协议（RFC 5245）来帮助我们完成这一任务。ICE是一个协议，和一组方法，用来寻求最有效的端与端之间（图3-7 ）隧道建立方法：如果可能则直接连接，如果不行则通过STUN进行协商，如果都失败了则采取TURN。
图3-7 ICE试图通过直接连接，STUN和TURN建立连接
在实践中，如果你正在建设一个基于UDP的P2P应用程序，那么你最希望利用现有的平台API或第三方的库，为您实现ICE，STUN和TURN。现在你应该了解了这些协议，现在你可以跳转到相应的安装和配置去实现你的方案了！
UDP是一种简单而常用的协议。事实上，UDP的主要特征是它忽略了的功能：无连接状态，握手，重发，重组，重新排序，拥塞控制，拥塞避免，流量控制，甚至可选的错误检查。然而，这个面向消息的传输层能提供的灵活性，也是实现者的责任。您的应用程序可能从头开始重新实现部分或者许多缺失的特性，每一个特性都应该需对端或者应用协议匹配。
与TCP不同，内置了流量和拥塞控制、拥塞避免机制，UDP应用程序必须自己实现这些机制。拥塞不敏感的UDP应用程序可以很容易的拥塞网络，可能会导致网络性能降低，在严重的情况下，会导致网络拥塞崩溃。
如果你想在自己的应用程序中使用UDP，确保研究和阅读当前的最佳实践和建议。在RFC 5405中，特别强调了应用程序通过单播UDP传送数据设计指南。下面是一个简短的例子：
设计一个新的传输协议，需要很多的认真思考，规划和研究 - 做你的尽职调查。在可能的情况下，充分利用现有的库或已经采用了一个现有框架来实现NAT穿越，使其能够与其他来源的网络建立某种程度的公平通信。
关于这一点，好消息， WebRTC就是这样一个框架！
高性能浏览器网络（High Performance Browser Networking） 第三章
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原文地址：http://www.cnblogs.com/bekitty/p/4103234.html
