Felix021

实战：150行Go实现高性能socks5代理

实战：150行Go实现高性能加密隧道

实战：+65行Go实现低延迟隧道

免责声明：文章中代码仅供学习，请勿用于非法用途。

简单记一下：




或者

TCP#2: 西厢记和西厢计划




上篇《TCP：学得越多越不懂》发出来以后，有朋友很委婉地说：“如果能结合现实生产场景会有意义一点。”

经过深刻的反思，我决定虚心接受建议，写一点理论结合实践的内容。


# == 回忆杀 ==

曾经在猫扑和天涯冲浪的网虫应该都还记得，谷歌当时还是Goooooogle，是可以直接访问的。

但是如果想搜索一些奇怪的词汇（比如███），一点击"手气不错"，浏览器马上就会显示无法访问，并且这个现象会持续几分钟。



于是很多小伙伴就换到一个号称自己更懂中文的搜索引擎了。

（该爬虫当年有个广告拍得不错：https://v.qq.com/x/page/r0137s2op5j.html ）

作为一个曾被新自由主义（Neoliberalism）洗脑的年轻人，我在寻找“自由”的路上发现了墙的存在，也知道了这是方校长的杰作。

但是墙到底是个什么样的存在呢？



# == 防火墙 ==

我们的防火墙，其名源自《The Great Firewall of China: How to Build and Control an Alternative Version of the Internet》这本书。

虽然名字叫防火墙（Firewall，简称FW），但严格来说，（在早期）它其实是一个入侵检测系统（Instrusion Detection System，简称IDS）。

和FW不同的是，IDS是监听设备，不需要部署在链路中间，只要能把流量旁路引出供它分析即可。



通过旁路分析，IDS可以在不影响现有流量的情况下部署（只要路由器/交换机上有镜像端口即可），在IDS出现异常时（例如在流量高峰IDS设备性能不足时 ）也不会导致网络中断。

曾经有人发现，在流量特别大的时候，墙的检测功能有时会失效，因此推测其是旁路引流进行分析的（符合IDS的特征）。

既然是旁路的，就无法直接Drop数据包，为了达到阻断通信的目的，需要利用协议的特性来实现。


# == RST大法 ==

看了上篇《TCP：学得越多越不懂》的同学，对报文的控制位里的 RST 可能还有点印象，在遇到异常情况时，可用于通知对方重置连接（细节详见RFC 793）：



有些同学可能像我一样懒得读英文原文，所以翻译一下：

* 如果连接状态处于“非连接完成”状态（例如SYN-SEND, SYN-RECEIVED），当收到reset时会将状态返回LISTEN；

* 如果TCP状态是 ESTABLISHED, FIN-WAIT-1, ..., LAST-ACK, TIME-WAIT 其中之一时，放弃连接并通知用户。

忘了上述状态含义的话，可以再回顾下这张状态流转图：


(tcp连接状态图，截取自rfc 793)

这就是上篇里提到的“我们敬爱的防火墙很爱用它”的原因了：

当检测到“入侵行为”时（例如HTTP报文中出现了███）发送RST，按照RFC 793规范的TCP协议栈实现，收到RST后就应当放弃本次连接。

于是你就在浏览器上看到连接被重置(reset)了。



# == 反RST大法 ==

那么，如果我忽略RST包，不就可以不被墙欺骗吗？

实际上，用 iptables 来实现这一点很简单：



很不幸，方校长的团队对此的解决方法也非常简单，只要向双方都发送RST包就可以了。

当然如果在服务器一端也忽略RST，就可以成功绕过墙的忽悠——据说剑桥大学有人实验验证过，确实可行。

可惜的是，用户通常没法控制服务器端忽略RST，因此这个方法的实用价值不高。

但是这个思路为西厢计划做好了铺垫。



# == 西厢计划 ==

我看到这个项目的名字的时候 ，真佩服作者的脑洞。

了解这个计划的原理之后，就更佩服作者的脑洞了。

前面说到，墙是在检测到某个关键词的时候才会发送RST包。

为了检测关键词，它需要工作在应用层（HTTP协议）。

而为了工作在应用层，它需要维护TCP连接的状态。

由于那时的设备性能比较弱（所以会出现高峰期检测失效的情况），为了提高吞吐量，方校长团队的方案是：实现一个简化的TCP栈。

RFC 793规范中定义了很多有效性检测，例如检测序列号是否有效来过滤old duplicates等，以保证通信的可靠性。

但这不是墙的需求，因此可以去掉很多规则，从而提高分析性能。

那么，如果我可以欺骗墙，这个连接已经被关闭，那么后续该连接的包就会被墙认为是网络中滞留的无效包，绕过关键词检测。

具体该怎么办呢？



# == 第一阶段 ==

上篇提到了一个细节：




我们知道，在三次握手的最后一步，A本应发送一个ACK(seq=y+1)。

但如果这时候 A 发送了一个 FIN 呢？

B收到以后，由于此时连接尚未建立，会直接忽略这个包。



而墙实现的TCP栈比较简陋，它认为A已经关闭了链接，因此A后续发送的包就不会再触发关键词检测。

但是注意，TCP是双向的，虽然A主动关闭连接，但是B仍然可能有数据要发送（划重点：面试题“为什么TCP断开连接需要4次”的答案），因此还需要欺骗墙说在B这侧也终止链接了。

这又该怎么办呢？



# == 第二阶段  ==

显然我们不能让服务器直接发一个FIN，否则这个连接就真完了。

幸运的是，RFC 793给了一个“梯子”：



翻译：如果连接处于“非连接完成”状态，收到一个无效的ACK，应当发出一个reset。

如果A在三次握手的最后一步，没有按规范要求发送ACK(seq=y+1)，而是发送ACK(seq=y)，那么B在收到以后就会按照协议的要求回复一个RST：



这时我们可以在 A 上用“反RST大法”，忽略服务端返回的RST，这个连接就不受影响。

但是墙的TCP栈认为客户端会按照协议终止连接，于是就不再有必要检测服务端后续的报文了。


# == 大结局 ==

从此张生和崔莺莺过上了幸福的生活。

方校长的团队当然不会放任这种事情的发生，西厢计划没过多久就失效了。

随着技术的进步、性能的提升，现在墙似乎已经集成到了链路中、可以直接DROP数据包，不再需要RST大法了。

不过为了业务需要，企业可以向电信主管部门申请VPN用于正常的生产经营。

例如字节跳动，为了建设21世纪数字丝绸之路，通过技术出海，在40多个国家和地区排在应用商店总榜前列，包括韩国、印尼、马来西亚、俄罗斯、土耳其等“一带一路”沿线的主要国家。

如果你也想过上幸福的生活，不妨投个简历，一起为一带一路做贡献吧。

关于字节跳动面试的详情，可参考我之前写的《程序员面试指北：面试官视角》

https://mp.weixin.qq.com/s/Byvu-w7kyby-L7FBCE24Uw

# ~ 投递链接 ~

网盟广告（穿山甲）-后端开发(上海)
https://job.toutiao.com/s/sBAvKe

网盟广告（穿山甲）-后端开发(北京)
https://job.toutiao.com/s/sBMyxk

网盟广告（穿山甲）-广告策略研发(上海)
https://job.toutiao.com/s/sBDMAK

其他地区、其他职能线
https://job.toutiao.com/s/sB9Jqk


# 参考文章

[1] “西厢计划”原理小解
https://blog.youxu.info/2010/03/14/west-chamber/

[2] 从Linux协议栈代码和RFC看西厢计划原理
https://blog.csdn.net/dog250/article/details/7246895

[3] RFC 793 - TRANSMISSION CONTROL PROTOCOL
https://tools.ietf.org/html/rfc793

周末小课堂又开张了，这次我们来聊一聊TCP协议。


== 握手 ==

多少有点令人意外的是，大多数程序员对TCP协议的印象仅限于在创建连接时的三次握手。

严格地说，“三次握手”其实是一个不太准确的翻译，英文原文是 "3-way handshake"，意思是握手有三个步骤。

不过既然教科书都这么翻译，我就只能先忍了。

“三次握手”的步骤相信各位都非常熟悉了：



（咦，这不是远程面试的开场白吗）

那么问题来了：为什么不是2次握手或者4次握手呢？


== 3次 ==

针对“为什么不是4次”，知乎的段子手是这么回答的：



由此可见知乎质量的下降。


实际上，上面省略了真正重要的信息，在握手过程中传输的，不是“你能不能听得到”，而是：




协商一个序号的过程需要一个来回（告知 + 确认），理论上需要2个来回（4次），互相确认了双方的初始序号（ISN，Initial Sequence Number），才能真正开始通信。

由于第二个来回的“告知”可以和前一次的“确认”合并在同一个报文里（具体怎么结合后面讲），因此最终只需要3次握手，就可以建立起一个tcp链接。

这也解释了为什么不能只有2次握手：因为只能协商一个序号。

不过话说回来，知乎段子手的回复也不是全在抖机灵：毕竟，发起方怎么才能确认接收方已经知道发起方知道接收方知道了呢？即使发起方再问一遍，接收方又怎么知道发起方知道了接收方知道了呢？

很遗憾，结论是：无论多少个来回都不能保证双方达成一致。

由于实践中丢包率通常不高，因此最合理的做法就是3次握手（2个来回），少了不够，多了白搭；同时配上相应的容错机制。

例如 SYN+ACK 包丢失，那么发起方在等待超时后重传SYN包即可。



然后问题又来了：为什么需要协商初始序号，才能开始通信呢？

== 可靠 ==

我们都知道，tcp是一个“可靠”（Reliable）的协议。

这里“可靠”指的不是保证送达，毕竟网络链路中存在太多不可靠因素。

在 IETF 的 RFC 793（TCP协议）中，Reliability的具体定义是：TCP协议必须能够应对网络通信系统中损坏、丢失、重复或者乱序发送的数据。



为了保证这一点，tcp需要给每一个 [字节] 编号：双方通过三次握手，互相确定了对方的初始序号，后续 [每个包的序号 - 初始序号] 就能标识该包在字节流中所处的位置，这样就可以通过重传来保证数据的连续性。

举个例子：

* 发送方（ISN=4000）
    * 发出 4001、4002、4003、4004
    * （假设每个包只有1字节的数据）
* 接收方
    * 收到 4001、4002、4004
    * 4003因为某种原因没有抵达
    * 这时上层应用只能读到4001、4002中的信息

由于接收方没有收到4003，因此给发送方的ACK中，序号最大值是4003（表示收到了4003之前的数据）。

过了一段时间（Linux下默认是1s），发送方发现4003一直没被ACK，就会重传这个包。

当接收方最终收到 4003 以后，上层应用才可以读到4003和4004，从而保证其收到的消息都是可靠的。（以及，接收方需要给发送方ACK，序号是4005）

注意：虽然ISN=4000，但是发送方发送的第一个包，SEQ是4001开始的，TCP协议规定 SYN 需要占一个序号（虽然SYN并不是实际传输的数据），所以前面示意图中ACK的seq是 x+1 。同样，FIN也会占用一个序号，这样可以保证FIN报文的重传和确认不会有歧义。

但是，为什么序号不能从 0 开始呢？

== 可靠² ==

真实世界的复杂性总是让人头秃。

我们知道，操作系统使用五元组（协议=tcp，源IP，源端口，目的IP，目的端口）来标识一个连接，当一个包抵达时，会根据这个包的信息，将它分发到对应的连接去处理。

一般情况下，服务器的端口号通常是固定的（如http 80），而操作系统会为客户端随机分配一个最近没有被使用的端口号，因此包总能被分发到正确的连接里。

但在某些特殊的场景下（例如快速、连续地开启和关闭连接），客户端使用的端口号也可能和上一次一样（或者用了其他刚断开的连接的端口号）。

而TCP协议并不对此作出限制：



那么：

* 如果前一个连接的包，因为某种原因滞留在网络中，这会儿才送达，客户端可能无法区分（其sequence number在本连接中可能是有效的）。

* 恶意第三方伪造报文的难度很小。注意，在这个场景里，第三方并 [不需要] 处于通信双方的链路之间，只要他发出的报文可以抵达通信的一方即可。

因此我们需要精心挑选一个ISN，使得上述case发生的可能性尽可能低。

注意：不是在tcp协议的层面上100%避免，因为这会导致协议变得更复杂，实现上增加额外的开销，而在绝大多数情况下是不必要的。如果需要“100%可靠”，需要在应用层协议上增加额外的校验机制；或者使用类似IPSec这样的网络层协议来保证对包的有效识别。

那么，ISN应该如何挑选呢？

== ISN生成器 ==

说起来其实很简单：

TCP协议的要求是，实现一个大约每 4 微秒加 1 的 32bit 计数器（时钟），在每次创建一个新连接时，使用这个计数器的值作为ISN。

假设传输速度是 2 Mb/s，连接使用的sequence number大约需要 4.55 小时才会溢出并绕回（wrap-around）到ISN。即使提高到 100 Mb/s，也需要大约 5.4 分钟。

而一个包在网络中滞留的时间通常是有限的，这个时间我们称之为MSL（Maximum Segment Lifetime），工程实践中一般认为不会超过2分钟。

所以我们一般不用担心本次连接的早期segment（tcp协议称之为 old duplicates）导致的混淆。

注：在家用千兆以太网已经逐渐普及、服务器间开始使用万兆以太网卡的今天，wrap-around的时间已经降低到32.8s（千兆）、3.28s（万兆），这个假定已经不太站得住脚了，因此 rfc1185 针对这种高带宽环境提出了一种扩展方案，通过在报文中加上时间戳，从而可以识别出这些 old duplicates。

主要风险在于前面提到的场景：前一个连接可能传输了较多数据，因此其序列号可能大于当前连接的ISN；如果该连接的报文因为某种原因滞留、现在又突然冒出来，当前连接将无法分辨。

因此，TCP协议要求在断开连接时，TIME-WAIT 状态需要保留 2 MSL 的时间才能转成 CLOSED（如下图底部所示）。



（tcp连接状态图，截取自rfc 793）

那么问题又来了：为什么只有 TIME-WAIT 需要等待 2MSL，而LAST-ACK不需要呢？

== 报文 ==

针对TCP协议可以提的问题太多了，写得有点累，所以这里不打算继续自问自答了。

但写了这么多，还没有看一下TCP报文是什么结构的，实在不应该，这里还是祭出 rfc 793 里的 ascii art（并顺便佩服rfc大佬的画图功力）



简单介绍下：

* 一行是4个字节（32 bits），header一般共5行（options和padding是可选的）
* 第一行包含了源端口和目的端口
    * 每个端口16bits，所以端口最大是65535
    * 源IP和目的IP在IP报文头里
* 第二行是本次报文的Sequence Number
* 第三行是ACK序列号
* 第四行包含了较多信息：
    * 数据偏移量：4字节的倍数，最小是0101（5），表示数据从第20个字节开始（大部分情况）
    * 控制位（CTL）：一共6个，其中的ACK、SYN、FIN就不介绍了
    * RST是Reset，遇到异常情况时通知对方重置连接（我们敬爱的防火墙很爱用它）
    * URG表示这个报文很重要，应该优先传送、接收方应该及时给上层应用。URG的数据不影响seq，实际很少被用到，感兴趣的话可以参考下RFC 854（Telnet协议）
    * PSH表示这个报文不应该被缓存、应当立即被发送出去。在交互式应用中比较常用，如ssh，用户每按下一个键都应该及时发出去。注意和Nagle算法可能会有一些冲突。
    * 窗口大小：表示这个包的发送方当前可以接受的数据量（字节数），从这个包里的ack序号开始算起。**用于控制滑动窗口大小的关键字段就是它了。**

举个例子，三次握手的第二步，SYN和ACK合并的报文就是这么生成的：

* Sequence Number填入从ISN生成器中获取的值
* Acknowledgement Number填入 [发送方的序号 + 1]
* 将控制位中的ACK位、SYN位都置1

写不动了，真是没完没了（相信看到这里的同学已经不多了），但是TCP协议中还有很多有意思的设计本文完全没有涉及，文末我给出一些推荐阅读的链接，供感兴趣的同学参考。

== 总结 ==

* TCP“三次握手”翻译不准确
* 握手的目的是双方协商初始序列号ISN
* 序列号是用于保证通信的可靠性
* 不使用 0 作为ISN可以避免一些坑
* TCP报文里包含了端口号、2个序列号、一些控制位、滑动窗口大小
* 我在字节跳动网盟广告业务线（穿山甲），由于业务持续高速发展，长期缺人。关于字节跳动面试的详情，可参考我之前写的
    * 《程序员面试指北：面试官视角》
    * https://mp.weixin.qq.com/s/Byvu-w7kyby-L7FBCE24Uw

~ 投递链接 ~

后端开发(上海) https://job.toutiao.com/s/sBAvKe

后端开发(北京) https://job.toutiao.com/s/sBMyxk

广告策略研发(上海) https://job.toutiao.com/s/sBDMAK

其他地区、职能线 https://job.toutiao.com/s/sB9Jqk


== 推荐阅读 ==

[1] RFC 793：TRANSMISSION CONTROL PROTOCOL

https://tools.ietf.org/html/rfc793


[2] Coolshell - TCP 的那些事儿 （上 & 下）

https://coolshell.cn/articles/11564.html

https://coolshell.cn/articles/11609.html


[3] 知乎 - TCP 为什么是三次握手，而不是两次或四？

https://www.zhihu.com/question/24853633

0. 你得有一个 dnspod 帐号，并且把你的域名（例如 test.com ）解析迁移过去（略）

1. 添加一个子域名的 A 记录，例如 ddns.test.com 指向 127.0.0.1

  $ export domain=test.com
  $ export subdomain=ddns

2. 生成一个token：参考官方说明 https://support.dnspod.cn/Kb/showarticle/tsid/227/

【务必注意】需要用生成的 ID 和 Token 这两个字段来组合成一个完整的 Token，组合方式为："ID,Token"（用英文半角逗号分割），比如官方示例中，完整的 Token 为：13490,6b5976c68aba5b14a0558b77c17c3932 。

  $ export token=13490,6b5976c68aba5b14a0558b77c17c3932

3. 获取必要信息: 域名和子域名的ID

  $ curl -X POST https://dnsapi.cn/Record.List -d "login_token=${token}&format=json&domain=${domain}&sub_domain=${subdomain}"

返回结果为：{"status":{...}, "domain":{"id":640001, "name":"test.com", ...}, "info":{...}, "records":[{"id":"355300007", "name":"ddns", ...}]}

记录下对应域名的id 和子域名的id

  $ export domain_id=640001
  $ export subdomain_id=355300007

4. 获取外网ip

  $ wanip=`nc ns1.dnspod.net 6666`

5. 更新记录

  $ curl https://dnsapi.cn/Record.Ddns -d "login_token=${token}&format=json&domain_id=$domain_id&record_id=$record_id&sub_domain=$sub_domain&record_line=默认&value=$wanip"

= 完 =

（其实没完）其中 1、2、3 做完以后

6. 把 4、5 可以写到一个脚本里

  $ vi dnspod.sh


7. 设置 crontab

  $ crontab -e



=完=

AWS的http/https负载均衡挺好用的，但是有一点比较麻烦，因为是应用层协议，所以在后端的nginx(以及下面挂的php-fpm)看到的 REMOTE_ADDR是负载均衡的IP，而直连LB的IP，则是保存在了 HTTP_X_FORWARD_FOR 这个header里面。

当然，在应用里面增加一小段代码去解析这个header也不是什么难事，但是毕竟有些框架已经有一套解析的方案了，而且碰到客户端自己还用代理的时候，这个字段的value是一串IP列表（直连负载均衡的ip是最后一个），就变得更复杂了。比如:

$ curl https://test.com/ -H "X-FORWARDED-FOR: 8.8.8.8"

php记录下来的 $_SERVER 变量就长这样了：

array (
  'HTTP_X_FORWARDED_PORT' => '443',
  'HTTP_X_FORWARDED_PROTO' => 'https',
  'HTTP_X_FORWARDED_FOR' => '8.8.8.8, 13.31.11.23',
  'SERVER_PORT' => '80',  'SERVER_ADDR' => '172.24.22.33',
  'REMOTE_PORT' => '56247',
  'REMOTE_ADDR' => '172.24.22.34',
)

还是有点头疼的。幸好nginx有提供一个 ngx_http_realip_module 模块，可以解决这个问题，只要在配置里加上这么两行：

set_real_ip_from 172.24.0.0/16; #注：这个ip端是负载均衡所处VPC的CIDR
real_ip_header X-Forwarded-For;

重启nginx以后，再次访问就可以看到，REMOTE_ADDR 变成了 HTTP_X_FORWARDED_FOR 的 IP列表里最后一个IP。

最近发现有些服务器会定期出现磁盘过载问题，这里记录一下追查过程，供参考。

11月10日，立山向我反映我们线上的某 service 出现了一小段时间的无响应，查看 error log，发现有几百条"208203204 connect() to unix:/var/run/php5-fpm.sock failed (11: Resource temporarily unavailable) while connecting to upstream"错误，期间 zabbix 报警 server disk io overloaded，这让我想起确实每隔 3 ~ 4 天 zabbix 都会上报 server disk io overloaded（但出现的时间点并不固定在早上或晚上，也不一定是钱牛牛的访问高峰期），与 service 的error log时间也吻合，由于该 server 也是我们钱牛牛的两台 web 服务之一，因此在磁盘过载期间，钱牛牛对外提供的服务也收到了一定影响（error log也能证实这一点）。

用于 zabbix 的监控报警和 error log 的信息都太少，无法判断发生原因，因此没有继续追查下去；但是13日早晨这个问题又出现，因此决定重视起来。我在 server 上安装了 iotop 这个工具，使用 crontab 每分钟执行：

每隔 1s 记录一次当前访问磁盘的进程及访问速度等信息，记录 5 次后退出。

在17号捕捉到又一次磁盘过载，通过 iotop 的输出：

可以看到除了知道是 php-fpm 进程在写磁盘之外，并没有什么卵用，但至少还是指明了方向，只要找出 php 在写什么文件，就能离发现原因更近。

因此我写了另一个 monitor.py (后附)，实时监控 iotop 的输出，筛选出磁盘 io 过大的进程，找出这些进程打开的文件(ls -lh /proc/$PID/fd)，上报到sentry:


又等了5天，今天（22号）终于抓到罪魁祸首：

    server: PID(4252) IS USING TOO MUCH DISK IO
    {
        "iotop": "07:44:17  4252 be/4 nginx    288.76 K/s 94813.59 K/s  0.00 % 75.15 % php-fpm: pool www",
        "proc": "/proc/4252/fd:
    total 0
    lrwx------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 0 -> socket:[1286391831]
    lrwx------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 1 -> /dev/null
    lrwx------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 2 -> /dev/null
    lrwx------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 3 -> socket:[2138228391]
    lrwx------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 4 -> socket:[2138229146]
    l-wx------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 5 -> /data/www/xxx-service/runtime/logs/app.log
    lr-x------ 1 nginx users 64 Nov 22 07:44 6 -> /data/www/xxx-service/runtime/logs/app.log
    ",
        "time": "2016-11-21 07:44:17"
    }

从这里可以看出，php-fpm是在读写 service 的log。log文件内容有点琐碎，但是跟往常比起来确实没有什么异常，但是文件本身有点异常：



可以看出，所有的log文件都是在磁盘负载特别高的时候修改的，可见，磁盘负载高的直接原因是 yii 框架的 logrotate 机制导致的。

以下是从 yii2/framework2/vendor/yiisoft/yii2/log/FileTarget.php 拷贝出来的内容：


可以看出，罪魁祸首是 $rotateByCopy 默认值是 true ，而 yii2 之所以这么做，（根据框架的注释）是因为在 windows 下 log文件 很可能正被另一个文件打开，导致 rename 失败（吐槽：难道就不能多写一行代码根据检测到的os的type设置这个值吗？？？）。这也解释了为什么每个被 rotate 的 log 文件的修改时间间隔1分钟。

既然找到了问题的原因，解决方案就很简单了，把这个属性修改为false即可，当然，更完善的方案是能够根据OS的类型自动检测这个值。根据这个思路，我向 yii2 官方提交了一个pull requests：https://github.com/yiisoft/yii2/pull/13057，希望能被 merge 进去吧。

完。


monitor.py:

Let's Encrypt项目进入Public Beta已经好久拉，不过因为使用dnspod作为域名的解析服务提供商，该项目官方刚开始的时候并不被支持（总是报错），所以拖了好久，今天才终于搞起来。

用起来还真是超简单:

1. 获取证书

$ git clone https://github.com/letsencrypt/letsencrypt
$ cd letsencrypt
$ ./letsencrypt-auto certonly -w /path/to/www-root felix021.com www.felix021.com

没有什么意外的话，获取到的证书就存在 /etc/letsencrypt/live/felix021.com/ 下面

2. 配置nginx

最简单的就是加上三行：

但是比较推荐的做法是增加一个80端口redirect到https的配置：

然后执行 service nginx reload ，就生效了。

p.s. 对于我使用的bo-blog博客系统，还有一个坑，就是需要在blog设置里面将URL路径的http换成https，否则使用相对路径引用的css等静态文件资源还是会引用到http去（这是多么奇葩的一个特性啊...）

3. 定期更新

该项目提供的整数有效期只有90天，似乎短了点，但是实际上因为提供了命令行自动更新的方式，并不会造成多大困然，反而可以缩短因为证书泄漏而导致的风险期（貌似也提供了revoke功能，不过我没尝试）。因此官方宣称证书的有效期未来可能会进一步缩短。

想要renew证书，最直接的方式就是前面的certonly命令带上完整参数再跑一次。官方还提供了一个更简单的"letsencrypt renew"命令，会读取上次的配置来重新获取证书。

基于此可以写一个简单的renew脚本，放到root的crontab里，每个月跑一次就好拉。记得renew完要service nginx reload就好啦。