计网tcp部分面试总结
tcp报文格式 ：
序列号 ：通过SYN传给接收端，当SYN为1，表示请求建立连接，且设置序列号初值，后面没法送一次数据，就累加数据大小，保证包有序。
确认应答号 ：下次希望收到的数据序列号，发送端收到后可认为这个序列号之前的数据都接受了，保证不丢包。
控制位 ：ACK为1时，确认应答字段生效;RST为1时，表示连接异常必须强制断开；SYN前面说了；FIN为1时，表示请求断开连接。
校验和：检查数据在传输过程中是否有改动。
TCP :面向连接(一对一)、可靠(保证报文有序完整到达接收端)、基于字节流(下面会解释)的协议。
如何唯一确定一个 TCP 连接 ：源ip,源端口，目标ip,目标端口
UDP:区别：TCP：面向连接，可靠，基于字节流传输，一对一，有拥塞控制，流量控制，首部开销大；UDP:无连接，不可靠，基于包传输(不拆分)，支持一对一，一对多，多对多，无拥塞控制，流量控制，首部开销小(只有源端口目标端口)；应用：TCP用于文件传输，https;UDP用于直播
三次握手 ：
开始都是关闭状态。服务器先监听某个端口，处于listen。
1.客户端发送第一个SYN报文请求建立连接，其中SYN=1,随机初始化序列号，处于SYN_SENT，。
2.服务端收到SYN报文，回一个SYN报文，SYN=1(我也请求连接),ACK=1(表示确认收到)，确认应答号=客户端的序列号+1(表示我希望下一次收到这个序号)，也随机初始化序列号，处于SYN_RCVD。
3.客户端收到SYN报文，回一个应答报文，ACK=1(表示我收到了你的报文)，确认应答号=服务端序列号+1，这次报文可以带数据，客户端处于ESTABLISHED，服务端收到应答报文，也进入ESTABLISHED。连接建立完成。
为什么是3次握手，不是2次，4次 ：
1、3次握手可以确认双方的收发能力，同步双方的初始序列号。2次握手服务端不能确定客户端是否收到自己的报文。
2、避免在旧连接中发送数据，举例客户端先发SYN报文，seq=90,然后断开了，客户端重连，又发送SYN报文，seq=100要建立新连接；现在旧报文(seq=90)先到了,服务端回一个SYN+ack报文，确认号91，客户端收到后，发现确认号不是101(这个他能算出来)，就会发送RST报文，服务端收到后释放连接,整个过程是没有发送数据的。那要是服务端在收到RST报文前收到了新SYN，就会回一个challenge ACK报文(收到乱序的SYN时就会回一个)，是上一次的确认号91，那客户端收到还是会发RST报文。若是2次握手：当服务端收到syn，就进入ESTABLISHED，第2次握手就可以发数据给客户端，客户端收到后会rst，即这段时间发送的数据全浪费了。
至于4次握手，3次已经能建立可靠连接，也就没必要4次。
第一次握手丢失 ：客户端一直收不到服务端SYN-ACK报文，会超时重传，且每次超时时间翻倍，达到最大重传次数或者最大超时时间，断开连接。
第二次握手丢失 ：客户端一直收不到SYN-ACK，会超时重传SYN,服务端收不到第3次握手，也会重传SYN-ACK,服务端收到重传的SYN也没用，当双方达到最大重传次数或者最大超时时间，断开连接。
第三次握手丢失 ：服务端收不到ACK应答报文，会超时重传第2次握手，直到达到次数。
四次挥手 ：
- (假设)客户端发送FIN报文，请求关闭连接，处于FIN_WAIT_1
- 服务端收到报文，发送ACK应答报文，进入CLOSE_WAIT状态，客户端收到ACK后进入FIN_WAIT_2状态
- 服务端处理完数据，也向客户端发送FIN报文，进入LAST_ACK
- 客户端收到FIN报文，回一个ACK，进入TIME_WAIT，服务端收到ACK，关闭连接，客户端在2MSL后关闭连接。
为什么要4次挥手 ：客户端发送FIN，表示我不发了但我还能收，你赶紧把剩下数据发过来，服务端收到先应答确认收到，然后处理数据，处理完毕，发送FIN表示我也不发了，客户端收到回个ACK确认收到，结束。所以是4次。但若被动方没数据发送且开启了tcp延迟确认机制(当发送不带数据的ack时，会等待一段时间，若有数据就一起发送)，就会23合并。
第一次挥手丢失 ：客户端收不到ACK应答，会超时重传，达到次数就断开连接。
第二次挥手丢失 ：服务端收到FIN回一个ACK进入close_wait,但ACK报文是不会重传的，所以客户端会触发超时重传FIN，达到次数，就断开连接。
第三次挥手丢失 ：服务端处理完数据，发送FIN丢失，若一直收不到应答，就会重传，达到次数断开，且客户端处于FIN_WAIT_2等待FIN是有时间限制的，达到时间，也会断开连接
第四次挥手丢失 ：客户端会ACK进入TIME_WAIT，2MSL后关闭，服务端收不到ACK应答，会重传FIN,客户端处于2MSL时，若收到FIN会重发ACK，重置2MSL定时器。
为什么需要TIME_WAIT状态(为什么要等待一段时间) ：防止第4次握手丢失，等待服务端FIN重传,若直接关闭，重传的FIN可能被新的相同四元组连接接收到，数据错乱，所以要等待一段时间。那为啥等待2MSL: MSL：报文最大生存时间，1MSL第4次挥手ACK不管到没到肯定消失，若到了，不用重传，没到肯定会在1MSL后重传，重传过来最多1MSL。1MSL所以2MS能保证若重传了FIN我一定能收到。至于不继续等3MSL，4MSL：连续丢包的概率很小，忽略它比等待性价比高。
TIME_WAIT过多危害 ：客户端过多(主动发起关闭连接方)(会占用端口资源，若占满了就不能和当前服务器的当前端口建立连接了，但是端口是可以复用的，所以可以和其他端口或其他服务器建立连接，因为tcp是由四元组确定。服务端过多，不会导致端口资源受限，因为不同的客户端与服务端建立tcp连接使用的四元组肯定不同，端口可以复用，但tcp连接太多会占用系统资源，如文件描述符，内存等。
不要优化TIME_WAIT,服务端若想避免过多的TIME_WAIT，就让客户端去断开，让分布在各处的客户端承受TIME_WAIT。服务器主动请求断开连接进入TIME_WAIT的情况:http长连接超时、长连接请求达到数量也会主动关闭这个长连接。
挥手过程中若服务端的FIN比它发送的数据包先到 ：FIN先到就是乱序的，会加入到乱序队列，不会进入TIMEWAIT，等待数据到达，检查顺序，再处理FIN,进入TIMEWAIT
服务器出现大量close_wait的连接的原因 ：服务器内部由大量数据处理，都没处理完，或者出bug了；解决：停止程序，改bug。
tcp连接中一段断电与进程崩溃的区别 ：客户端断电即主机宕机：服务端无法感知到客户端宕机，所以搞了个保活机制，每隔一段时间发送一个探测报文(你还在吗)，若连续几个探测报文都没响应就会认为当前tcp连接死亡；若期间客户端重启了，收到探测报文，内核会发送RST。若是进程崩溃：内核回回收进程资源，并完成挥手操作。
websocket和socket :socket=ip+端口+协议，他是一套标准，实现对下层协议栈的高度封装，屏蔽网络细节，方便网络编程。Websocket是应用层协议,是全双工的，解决http/1.1半双工的问题，服务器可以主动推送消息。他与http/2很像，都用2进制传输，都是全双工，但他只在提供实时双向通信如聊天室，http/2旨在提高性如浏览器。
socket编程建立连接的过程 ：双方初始化socket得到文件描述符(客户端是传输描述符，服务端是监听描述符)，服务端bind,socket绑定ip和端口，调用listen监听，调用accept等待连接成功接收socket，客户端connect,向服务端ip和端口请求连接(这个函数完成3次握手)，服务端accept返回通信的socket，自此双方都有传输的socket即可通信。客户端断开调用shutdown/close,则服务端处理完数据后也会调用shutdown/close,连接关闭。
listen的baklog参数意义 ：就是设置全连接(accept)队列长度。
服务端bind,但没有listen，客户端connect:肯定连不上，回RST。
没有accept还能建立连接吗 ：可以。调用listen监听会为socket分配2个队列，全连接半连接，收到第一次握手，socket放入半连接队列，收到第3次握手，把socket移到全连接队列，accept()等待全连接队列有连接就取出使用。所以accept不参与建立连接过程。
既然 IP 层会MTU，为什么 TCP 层还需要 MSS 呢 ：若tcp层不分片，全交给ip层分片，当某一个ip分片丢失，接收方的ip层无法组成一个完整的ip报文，也就无法把数据给tcp层，也就不会发ACK响应回去，发送方的tcp触发超时重传，重发整个tcp报文给ip层因为不分片，则ip层所有的分片都要重发，所以tcp要分片。
SYN攻击 ：若短时间伪造大量不同ip的SYN发送给服务端，服务端回复SYN+ACK不会收到应答，慢慢的占满SYN队列，后面的SYN就会被丢弃。解决方法：防火墙过滤；增大半连接队列；减小SYN+ACK重传次数或超时时间，加速断开连接；开启syncookie，当收到SYN时，不放入半连接队列，会发送一个带特殊序列号的SYN+ACK，当收到ack后才建立连接。
SYN报文在哪些情况下会被抛弃 ：1.半连接队列满了2.半连接队列没满，全连接队列满了3.半连接全连接都没满，但当前半连接队列长度>max_syn_backlog的3/4,也会丢弃
如何增大全连接队列：全连接长=min(somaxconn(系统设定的全连接长度上限),backlog(listen函数的参数，我们设定的长度))；
如何增大半连接队列 ：半连接长=max(max_syn_backlog系统设定的半连接队列上限, 全连接长)*2，所以要增大3个参数
客户端断开上线发送SYN ：关键就在于源端口号是否与之前的相同：若SYN端口号与历史连接不同，那就建立新的连接，旧连接有保活机制让他死亡。若端口号与历史连接相同：服务端收到SYN后发现序列号不对，会回一个challengACK再次确认(收到了乱序的SYN)，客户端收到，发现ack不对,回RST。
如何不杀死进程关闭TCP连接 ：伪造一个RST报文，先通过工具killcx发送四元组相同的SYN，服务端会回一个challengeACK(收到了乱序的SYN),就拿到它的确认号了，就用这个确认号做RST的序列号发给服务端。
处于TIME_WAIT的客户端收到SYN :这里就不会发challengack了，看SYN的序列号和时间戳是否合法：若序列号比客户端确认号大，且时间戳也比客户端最后收到的报文时间戳大，就合法。直接重用建立连接。不合法回一个第四次挥手的ACK，服务端收到发现不对，回RST。处于time_wait收到rst:有一个参数，若是0就断开连接，若是1就丢掉RST。
TCP如何保证可靠传输 ：3次握手建立连接：确认通信实体存在；序列号、确认号保证数据有序完整到达；校验和校验数据是否有改动；重传机制(解决丢包问题)；流量控制(控制发送方发送速度)、拥塞控制(根据网络拥堵情况控制发送速率)
重传机制 ：1.超时重传：当某一方收不到响应，会超时重传，超时时间RTO略大于RTT(往返时延)，且每重传一次，时间会翻倍，所以他的问题就是超时周期可能较长(可能要一直发到最大重传次数或者达到最大超时时间)。2.快速重传：不以时间驱动，以数据驱动，举例：发送方发送seq1,服务端回ack2,发送端发seq2丢了，然后他发seq3，4，5(没有超时重传)，接收端回3个ack2(表示我希望接收2，你给我发3，4，5干嘛)，发送方继续发当连续收到3个相同的ack(2次可能是乱序，3次可能是丢包，4次更可能是丢包)，触发快速重传，重传seq2,接收方回ack6。但它的问题就是若seq2,seq3都丢了，可收到的都是ack2,那到底重传1个还是全部重传。3.SACK：在tcp头部加SACK,告诉发送方我收到了哪些数据，配合快速重传就可以知道到底要重发哪些包。
流量控制 ：发送方若无脑发占满接收方缓冲区，接收方处理不过来，只能丢包浪费资源，所以要考虑接收方的接收能力来发送数据，这就是流量控制，通过滑动窗口实现。窗口就是一块缓冲区，把数据放在里面等待处理。Tcp报文中有个window字段；发送方告诉发送方我还有多少剩余空间，发送方根据这个大小来发送(窗口大小会变)。
窗口关闭 ：当收到窗口大小为0，发送方就不发了，当处理完后，发送方发窗口非0的ACK，若丢失就会死锁，所以当一方收到0窗口通知，会开始计时，超时会发送窗口探测报文，若收到ACK说窗口还是0，就重启计时器。若不是0，就可以正常发了。
拥塞控制 ：根据网络拥堵情况控制发送窗口的大小，防止网络被淹没，导致丢包。所以发送窗口的值=min(拥塞窗口cwnd，流控窗口rwnd)。
如何判断网络是否出现拥堵 ：发生重传。拥塞控制4个算法：刚开始慢启动：发送方每收到一个ACK，拥塞窗口大小+1，呈指数上升；当cwnd>=ssthresh(慢启动门限)，使用拥塞避免算法，每收到一个ACK，cwnd增加1/cwnd，呈线性上升；发生超时重传启动拥塞发生算法，ssthresh变为cwnd/2,cwnd置为初始值，又回到慢启动，但这样像坐过山车，太激进。
当发生快速重传，ssthresh = cwnd/=2,然后使用快速恢复算法，cwnd+3,重传数据包，若再收到重复的ACK,cwnd+1(目的是你赶紧把丢的包发给我，我给你留了空间),收到新的ACK，表示丢的包已经重传，恢复过程就结束了，cwnd的值置为ssthresh，又进入拥塞避免;可以看到只要发生重传即阻塞，cwnd,ssthresh都会减小来应对网络拥堵,只是2种算法减小的程度不同。
如何区分流量控制和拥塞控制 ：流量控制是根据接收方的窗口大小控制发送方的速度，一方占满接收窗口，丢包浪费资源，拥塞控制是根据网络拥堵情况控制发送方的速度，防止网络被淹没，导致丢包。
TCP抓包 ：工作再看
close与shutdown :调用close会把文件描述符的减一，当减为0，关闭通信socket，所以他不影响其他进程；shutdown是根据参数选择切断所有读/写/读写，影响所有进程。shuwdown(fd, 0(关闭读),1(关闭写),2(关闭读写));
TCP优化 ：三个角度优化：三次握手、四次挥手、数据传输
三次握手优化：客户端优化：适当减少SYN报文和SYN+ACK报文的最大重传次数和最大超时时间，增大半连接队列和全连接队列以应对多个连接。四次挥手优化：主动方：减少FIN超时重传次数;当收到ACK进入FIN_WAIT_2状态，若是close函数关闭的连接，关闭读写，收到FIN会回RST,直接关闭，就是3次挥手了(当被动方没有数据要发送，且开启TCP延迟确认机制(默认开启，即若没数据发送，ACK会等一下看有没有数据一起走)，2，3次回合并，close/shutown都是3次挥手)，是孤儿连接(不能读写，但占资源)，可设置孤儿连接的数量参数，超过孤儿连接的数量直接关闭；若是shutdown关闭的连接，可以指定关闭写不关闭读，就是正常的四次挥手，可以设置FIN_WAIT_2的时间。被动方：FIN重传次数，若是close设置孤儿连接的数量；传输数据优化：调整接收方窗口大小，关键就是调整内核缓冲区大小，调整至与网络传输能力匹配，即缓冲区上限设为带宽时延积。
TCP是面向字节流的协议 ：UDP传输，是不分片的，直接加个头部给网络层，一个消息对应一个报文，所以他是面向报文的协议，而TCP数据可能会被分成一个个报文段发出去，具体是这样的：在TCP里数据没有边界，即发送方把数据视为一连串的字节流，分片时不用管在哪切割，像流一样有序发送，到了再组装，所以他是面向字节流的协议。但是会出现粘包问题：如2个消息：hi,hello,可能是这样hihello,h,ihello...因为没有边界。所以一般设置特殊字符做边界如http设置回车、换行做边界；还可以定义消息结构如包头+包体，包头固定大小，且含有包体大小。
为什么 TCP 每次建立连接时要随机初始化序列号 ：主要是防止历史报文被新的相同四元组的来连接接收，如一个连接断了，但是还有历史报文，此时又建立了一个相同四元组的连接，他能接收到历史报文，若他的序列号与之前相同，那被完美接收了，数据错乱。所以要随机初始化序列号，保证每次连接序列号不同。使用随机算法，但不能完全避免(有上限，会回绕),所以要配合时间戳,若数据包时间戳不是递增的，说明他是过期的。2者配合就能解决历史报文被接收的问题。序列号怎么变化的：目前是m,发送n的数据(若是SYN/FIN,n取1)，则变为m+n，确认号：目前是m,表示我想收到序列号为m的数据，收到后变为m+数据长
http和tcp的保活是一个东西吗 ：http的keep-alive也叫长连接，该功能是应用程序实现的，使得一个tcp处理多个请求应答，它的超时时间由keepalivetimeout参数设置。tcp的keepalive是保活机制，是内核实现的(tcp都在内核里)，内核发送探测报文确认对方是否在线。
TCP 协议有什么缺陷：建立连接的耗时(三次握手，tls四次握手)、接收窗口队头阻塞、网络迁移要重新建立TCP(ip变了)，更新很难(tcp在内核实现)。
UCP实现可靠传输 ：通过QUIC实现，目前的http/3就使用了基于UDP的QUIC协议。QUIC把http/2，TCP，UDP,tls1.3结合了。
建立连接：基于tls1.3+UDP一个rtt就协商出连接ID和通信密钥建立连接，比tcp更快。
拥塞控制：QUIC把TCP的拥塞控制算法在应用层实现，热插拔，方便更新。
解决队头阻塞：首先他支持并发传输(http/2)，QUIC为每个流开一个窗口，多个流之间互不依赖，解决多个流的队头阻塞，但是单个流中若丢包还是会阻塞。
可靠传输(完整+有序)：也有包号和应答号以及重传机制，但包号是递增的，即使你重传也不是原来的，所以在数据包中添加offset偏移量，接收端根据偏移量排序，以此来保证可可奥传输。这样设计的好处是计算RTT更精确，TCP计算有歧义：对于原始报文和重传报文返回的是相同的ACK，那RTT按谁算呢，QUIC通过包号直接能判断谁是原始的ACK谁是重传的ACK。
但是QUIC比TCP更加占用系统资源，所以2者各有长处。
TCP和UDP可以同时绑定相同的端口吗 ：可以，TCP和UDP在内核里是2个独立模块，主机收到数据包查看字段判断出是TCP/UDP,然后发给对应的模块处理，TCP/UDP处理好了在发给进程。多个TCP能绑定相同的端口吗：不行，四元组确定唯一的TCP，除非使用SO_REUSEPORT 端口复用。
用了TCP数据一定不会丢吗 :数据会丢不可避免，但丢包tcp可以重传，实现传输层到传输层的可靠传输。但不保证数据到应用层是否可靠，所以还需要第三方服务器来对账。
TCP 有哪些机制用于提高传输效率：滑动窗口，实现一次性发送多条数据而不用等待回复，解决了接收方队头阻塞问题；快速重传：之前的超时重传必须达到最大重传次数或最大超时时间才会重传，快充穿实现发送端收到3个相同就会立刻重传；延迟确认：当发送不带数据的ACK,会等待一段时间，若有数据，一起发送过去。