一.网络开放式系统互联模型OSI
1.发送数据的过程
2.OSI与TCP/IP的对比
3.TCP/IP处理数据
二．TCP的三次握手与四次挥手
序列号seq：占4个字节，用来标记数据段的顺序，TCP把连接中发送的所有数据字节都编上一个序号，第一个字节的编号由本地随机产生；给字节编上序号后，就给每一个报文段指派一个序号；序列号seq就是这个报文段中的第一个字节的数据编号。
确认号ack：占4个字节，期待收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号；序列号表示报文段携带数据的第一个字节的编号；而确认号指的是期望接收到下一个字节的编号；因此当前报文段最后一个字节的编号+1即为确认号。
确认ACK：占1位，仅当ACK=1时，确认号字段才有效。ACK=0时，确认号无效
同步SYN：连接建立时用于同步序号。当SYN=1，ACK=0时表示：这是一个连接请求报文段。若同意连接，则在响应报文段中使得SYN=1，ACK=1。因此，SYN=1表示这是一个连接请求，或连接接受报文。SYN这个标志位只有在TCP建产连接时才会被置1，握手完成后SYN标志位被置0。
终止FIN：用来释放一个连接。FIN=1表示：此报文段的发送方的数据已经发送完毕，并要求释放运输连接
PS：ACK、SYN和FIN这些大写的单词表示标志位，其值要么是1，要么是0；ack、seq小写的单词表示序号。
字段 含义
URG 紧急指针是否有效。为1，表示某一位需要被优先处理
ACK 确认号是否有效，一般置为1。
PSH 提示接收端应用程序立即从TCP缓冲区把数据读走。
RST 对方要求重新建立连接，复位。
SYN 请求建立连接，并在其序列号的字段进行序列号的初始值设定。建立连接，设置为1
FIN 希望断开连接。
三次握手过程理解
第一次握手：建立连接时，客户端发送syn包（syn=j）到服务器，并进入SYN_SENT状态，等待服务器确认；SYN：同步序列编号（Synchronize Sequence Numbers）。
第二次握手：服务器收到syn包，必须确认客户的SYN（ack=j+1），同时自己也发送一个SYN包（syn=k），即SYN+ACK包，此时服务器进入SYN_RECV状态；
第三次握手：客户端收到服务器的SYN+ACK包，向服务器发送确认包ACK(ack=k+1），此包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED（TCP连接成功）状态，完成三次握手。
四次挥手过程理解
1）客户端进程发出连接释放报文，并且停止发送数据。释放数据报文首部，FIN=1，其序列号为seq=u（等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1），此时，客户端进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态。 TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也要消耗一个序号。
2）服务器收到连接释放报文，发出确认报文，ACK=1，ack=u+1，并且带上自己的序列号seq=v，此时，服务端就进入了CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器通知高层的应用进程，客户端向服务器的方向就释放了，这时候处于半关闭状态，即客户端已经没有数据要发送了，但是服务器若发送数据，客户端依然要接受。这个状态还要持续一段时间，也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。
3）客户端收到服务器的确认请求后，此时，客户端就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待服务器发送连接释放报文（在这之前还需要接受服务器发送的最后的数据）。
4）服务器将最后的数据发送完毕后，就向客户端发送连接释放报文，FIN=1，ack=u+1，由于在半关闭状态，服务器很可能又发送了一些数据，假定此时的序列号为seq=w，此时，服务器就进入了LAST-ACK（最后确认）状态，等待客户端的确认。
5）客户端收到服务器的连接释放报文后，必须发出确认，ACK=1，ack=w+1，而自己的序列号是seq=u+1，此时，客户端就进入了TIME-WAIT（时间等待）状态。注意此时TCP连接还没有释放，必须经过2∗∗MSL（最长报文段寿命）的时间后，当客户端撤销相应的TCB后，才进入CLOSED状态。
6）服务器只要收到了客户端发出的确认，立即进入CLOSED状态。同样，撤销TCB后，就结束了这次的TCP连接。可以看到，服务器结束TCP连接的时间要比客户端早一些。
常见面试题
【问题1】为什么连接的时候是三次握手，关闭的时候却是四次握手？
答：因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，"你发的FIN报文我收到了"。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。
【问题2】为什么TIME_WAIT状态需要经过2MSL(最大报文段生存时间)才能返回到CLOSE状态？
答：虽然按道理，四个报文都发送完毕，我们可以直接进入CLOSE状态了，但是我们必须假象网络是不可靠的，有可以最后一个ACK丢失。所以TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。在Client发送出最后的ACK回复，但该ACK可能丢失。Server如果没有收到ACK，将不断重复发送FIN片段。所以Client不能立即关闭，它必须确认Server接收到了该ACK。Client会在发送出ACK之后进入到TIME_WAIT状态。Client会设置一个计时器，等待2MSL的时间。如果在该时间内再次收到FIN，那么Client会重发ACK并再次等待2MSL。所谓的2MSL是两倍的MSL(Maximum Segment Lifetime)。MSL指一个片段在网络中最大的存活时间，2MSL就是一个发送和一个回复所需的最大时间。如果直到2MSL，Client都没有再次收到FIN，那么Client推断ACK已经被成功接收，则结束TCP连接。
【问题3】为什么不能用两次握手进行连接？
答：3次握手完成两个重要的功能，既要双方做好发送数据的准备工作(双方都知道彼此已准备好)，也要允许双方就初始序列号进行协商，这个序列号在握手过程中被发送和确认。
现在把三次握手改成仅需要两次握手，死锁是可能发生的。作为例子，考虑计算机S和C之间的通信，假定C给S发送一个连接请求分组，S收到了这个分组，并发 送了确认应答分组。按照两次握手的协定，S认为连接已经成功地建立了，可以开始发送数据分组。可是，C在S的应答分组在传输中被丢失的情况下，将不知道S 是否已准备好，不知道S建立什么样的序列号，C甚至怀疑S是否收到自己的连接请求分组。在这种情况下，C认为连接还未建立成功，将忽略S发来的任何数据分 组，只等待连接确认应答分组。而S在发出的分组超时后，重复发送同样的分组。这样就形成了死锁。
【问题4】如果已经建立了连接，但是客户端突然出现故障了怎么办？
TCP还设有一个保活计时器，显然，客户端如果出现故障，服务器不能一直等下去，白白浪费资源。服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位这个计时器，时间通常是设置为2小时，若两小时还没有收到客户端的任何数据，服务器就会发送一个探测报文段，以后每隔75分钟发送一次。若一连发送10个探测报文仍然没反应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭连接。
udp协议
udp报文如下：
相比于tcp而言，udp的报文简单太多了。udp的特点如下：
面向非连接
不维护连接状态，支持同时向鑫个客户羰传输相同的消息
数据包报头有8个字节，额外开销较小
吞吐量只受限于数据生成速率/传输速率以及机器性能
尽最大努力将会，不保证可靠交付，不需要维持复杂的链接状态表
面向报文，不对应用程序提交的报文信息进行拆分或者合并
tcp与udp的区别
面向连接 vs 面向无连接
可靠性：tcp保证传输的可靠性，而udp并不保证
有序性：tcp利用seq保证报文的有序性，而udp并不保证有序
速度：tcp面向连接，传输数据需要进行三次握手，需要做许多额外的工作，而udp则不需要
量级：tcp是重量级的，udp是轻量级的，主要体现在tcp头部占用20个字节，udp头部占用8个字节
tcp滑动窗口
1.两个概念
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RTT：发送一个数据包到收到对应的ACK，所花费的时间
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RTO：重传时间间隔，即多久时间内没收到数据包对应的ACK，则再次发送该数据包
tcp的滑动窗口
tcp使用滑动窗口做流量控制与乱序重排，主要功能有如下两点：
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保证tcp的可靠性
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保证tcp的流量控制特性
tcp发送方滑动窗口发送数据过程如下：
发送的数据主要分为四类：
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已发送并已收到ACK包
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已发送但未收到ACK包
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未发送但可以发送（准备发磅）
-
未发送且不可以发送（超过了窗口的大小）
其中，第2和第3加起来的报文长度就是发送窗口大小了。
tcp接收方滑动窗口接收数据过程如下：
与发送方类似，接收方的数据分为以下3类：
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已接收并且已经返回ACK包
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未接收但可以接收（准备接收）
-
未接收且不可以接收（超过了窗口的大小）
其中，第2部分的报文长度就是发送窗口大小。
接收窗口只有在前面所有的段都确认的情况下，才会移动左边界，当前面还有字节未接收但收到后面的字节时，窗口并不会移动，不会对后续字节进行确认，以确保对端会对未接收的数据进行重传。
总结：tcp传输可靠性来源于确认重传机制，tcp滑动窗口的可靠性也是建立在确认重传机制上的。