计算机网络体系结构

TCP和UDP的区别？

总结：
TCP 用于在传输层有必要实现可靠传输的情况，UDP 用于对高速传输和实时性有较高要求的通信。TCP 和 UDP 应该根据应用目的按需使用。

UDP 和 TCP 对应的应用场景是什么？

TCP 是面向连接，能保证数据的可靠性交付，因此经常用于：

• FTP文件传输
• HTTP / HTTPS

UDP 面向无连接，它可以随时发送数据，再加上UDP本身的处理既简单又高效，因此经常用于：

• 包总量较少的通信，如 DNS 、SNMP等
• 视频、音频等多媒体通信
• 广播通信

UDP 和TCP的首部格式

UDP：

首部字段只有 8 个字节，包括源端口、目的端口、长度、检验和。12 字节的伪首部是为了计算检验和临时添加的。
TCP：

• 序号 ：用于对字节流进行编号，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。
• 确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。
• 数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。
• 确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。
• 同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。
• 终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。

• 窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。

  TCP 的三次握手

  

• 第一次握手：客户端请求建立连接，向服务端发送一个同步报文（SYN=1），同时选择一个随机数 seq = x 作为初始序列号，并进入SYN_SENT状态，等待服务器确认。

• 第二次握手：：服务端收到连接请求报文后，如果同意建立连接，则向客户端发送同步确认报文（SYN=1，ACK=1），确认号为 ack = x + 1，同时选择一个随机数 seq = y 作为初始序列号，此时服务器进入SYN_RECV状态。
• 第三次握手：客户端收到服务端的确认后，向服务端发送一个确认报文（ACK=1），确认号为 ack = y + 1，序列号为 seq = x + 1，客户端和服务器进入ESTABLISHED状态，完成三次握手。

理想状态下，TCP连接一旦建立，在通信双方中的任何一方主动关闭连接之前，TCP 连接都将被一直保持下去。

三次握手的原因

1. 防止已过期的连接请求报文突然又传送到服务器，因而产生错误和资源浪费。

在双方两次握手即可建立连接的情况下，假设客户端发送 A 报文段请求建立连接，由于网络原因造成 A 暂时无法到达服务器，服务器接收不到请求报文段就不会返回确认报文段。客户端在长时间得不到应答的情况下重新发送请求报文段 B，这次 B 顺利到达服务器，服务器随即返回确认报文并进入 ESTABLISHED 状态，客户端在收到 确认报文后也进入 ESTABLISHED 状态，双方建立连接并传输数据，之后正常断开连接。此时姗姗来迟的 A 报文段才到达服务器，服务器随即返回确认报文并进入 ESTABLISHED 状态，但是已经进入 CLOSED 状态的客户端无法再接受确认报文段，更无法进入 ESTABLISHED 状态，这将导致服务器长时间单方面等待，造成资源浪费。

1. 三次握手才能让双方均确认自己和对方的发送和接收能力都正常。

第一次握手：客户端只是发送处请求报文段，什么都无法确认，而服务器可以确认自己的接收能力和对方的发送能力正常；第二次握手：客户端可以确认自己发送能力和接收能力正常，对方发送能力和接收能力正常；第三次握手：服务器可以确认自己发送能力和接收能力正常，对方发送能力和接收能力正常；可见三次握手才能让双方都确认自己和对方的发送和接收能力全部正常，这样就可以愉快地进行通信了。

1. 告知对方自己的初始序号值，并确认收到对方的初始序号值。

TCP 实现了可靠的数据传输，原因之一就是 TCP 报文段中维护了序号字段和确认序号字段，通过这两个字段双方都可以知道在自己发出的数据中，哪些是已经被对方确认接收的。这两个字段的值会在初始序号值得基础递增，如果是两次握手，只有发起方的初始序号可以得到确认，而另一方的初始序号则得不到确认。

为什么要三次握手，而不是四次？

因为三次握手已经可以确认双方的发送接收能力正常，双方都知道彼此已经准备好，而且也可以完成对双方初始序号值得确认，也就无需再第四次握手了。

• 第一次握手：服务端确认“自己收、客户端发”报文功能正常。
• 第二次握手：客户端确认“自己发、自己收、服务端收、客户端发”报文功能正常，客户端认为连接已建立。

• 第三次握手：服务端确认“自己发、客户端收”报文功能正常，此时双方均建立连接，可以正常通信。

  第 2 次握手传回了 ACK，为什么还要传回 SYN

  接收端传回发送端所发送的 ACK 是为了告诉客户端，我接收到的信息确实就是你所发送的信号了，这表明从客户端到服务端的通信是正常的。而回传 SYN 则是为了建立并确认从服务端到客户端的通信。

  什么是SYN攻击？如何防范？

  SYN洪泛攻击属于 DOS 攻击的一种，它利用 TCP 协议缺陷，通过发送大量的半连接请求，耗费 CPU 和内存资源。
  检测：当在服务器上看到大量的半连接状态时，特别是源 IP 地址是随机的，基本上可以断定这是一次 SYN 攻击。
  防范：

• 通过防火墙、路由器等过滤网关防护。

• 通过加固 TCP/IP 协议栈防范，如增加最大半连接数，缩短超时时间。

• SYN cookies技术。SYN Cookies 是对 TCP 服务器端的三次握手做一些修改，专门用来防范 SYN 洪泛攻击的一种手段。

  TCP 半连接队列和全连接队列

  在 TCP 三次握手的时候，Linux 内核会维护两个队列，分别是：

• 半连接队列，也称 SYN 队列；

• 全连接队列，也称 accepet 队列

服务端收到客户端发起的 SYN 请求后，内核会把该连接存储到半连接队列，并向客户端响应 SYN+ACK，接着客户端会返回 ACK，服务端收到第三次握手的 ACK 后，内核会把连接从半连接队列移除，然后创建新的完全的连接，并将其添加到 accept 队列，等待进程调用accept 函数时把连接取出来。

三次握手连接阶段，最后一次ACK包丢失，会发生什么？

服务端：

• 第三次的ACK在网络中丢失，那么服务端该TCP连接的状态为SYN_RECV,并且会根据 TCP的超时重传机制，会等待3秒、6秒、12秒后重新发送SYN+ACK包，以便客户端重新发送ACK包。
• 如果重发指定次数之后，仍然未收到 客户端的ACK应答，那么一段时间后，服务端自动关闭这个连接。

客户端：
客户端认为这个连接已经建立，如果客户端向服务端发送数据，服务端将以RST包（Reset，标示复位，用于异常的关闭连接）响应。此时，客户端知道第三次握手失败。

TCP 的四次挥手

• 第一次挥手：客户端向服务端发送连接释放报文（FIN=1，ACK=1），主动关闭连接，同时等待服务端的确认。
  • 序列号 seq = u，即客户端上次发送的报文的最后一个字节的序号 + 1
  • 确认号 ack = k, 即服务端上次发送的报文的最后一个字节的序号 + 1
• 第二次挥手：服务端收到连接释放报文后，立即发出确认报文（ACK=1），序列号 seq = k，确认号 ack = u + 1。这时 TCP 连接处于半关闭状态，即客户端到服务端的连接已经释放了，但是服务端到客户端的连接还未释放。这表示客户端已经没有数据发送了，但是服务端可能还要给客户端发送数据。
• 第三次挥手：服务端向客户端发送连接释放报文（FIN=1，ACK=1），主动关闭连接，同时等待 A 的确认。
  • 序列号 seq = w，即服务端上次发送的报文的最后一个字节的序号 + 1。
  • 确认号 ack = u + 1，与第二次挥手相同，因为这段时间客户端没有发送数据

• 第四次挥手：客户端收到服务端的连接释放报文后，立即发出确认报文（ACK=1），序列号 seq = u + 1，确认号为 ack = w + 1。此时，客户端就进入了 TIME-WAIT 状态。注意此时客户端到 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，才进入 CLOSED 状态。而服务端只要收到客户端发出的确认，就立即进入 CLOSED 状态。可以看到，服务端结束 TCP 连接的时间要比客户端早一些。

  四次挥手的原因

  服务器在收到客户端的 FIN 报文段后，可能还有一些数据要传输，所以不能马上关闭连接，但是会做出应答，返回 ACK 报文段.
  接下来可能会继续发送数据，在数据发送完后，服务器会向客户单发送 FIN 报文，表示数据已经发送完毕，请求关闭连接。服务器的ACK和FIN一般都会分开发送，从而导致多了一次，因此一共需要四次挥手

  为什么需要TIME_WAIT？

  客户端接收到服务器端的 FIN 报文后进入此状态，此时并不是直接进入 CLOSED 状态，还需要等待一个时间计时器设置的时间 2MSL。这么做有两个理由：

• 防止旧连接的数据包

经过2MSL时间，足以让两个方向上的数据包都被丢弃，使得原来连接的数据包在网络中都自然消失，再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的。

• 保证连接正确关闭

客户端再TIME_WAIT状态等待2MSL时间后，就可以保证双方的连接都可以正常的关闭。

为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？

MSL是最大报文生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将会被丢弃。
网络中可能存在来自发送方的数据包，当这些发送的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应，所以一来一回需要等待2倍时间。
LINUX系统里2MSL默认是60s。

如果已经建立了连接，但是客户端出现故障了怎么办？

通过定时器 + 超时重试机制，尝试获取确认，直到最后会自动断开连接。

TIME-WAIT 状态过多会产生什么后果？怎样处理？

从服务器来讲，短时间内关闭了大量的Client连接，就会造成服务器上出现大量的TIME_WAIT连接，严重消耗着服务器的资源，此时部分客户端就会显示连接不上。
从客户端来讲，客户端TIME_WAIT过多，就会导致端口资源被占用，因为端口就65536个，被占满就会导致无法创建新的连接。

TIME_WAIT 是服务器端的状态?还是客户端的状态?

TIME_WAIT 是主动断开连接的一方会进入的状态，一般情况下，都是客户端所处的状态;服务器端一般设置不主动关闭连接。
TIME_WAIT 需要等待 2MSL，在大量短连接的情况下，TIME_WAIT会太多，这也会消耗很多系统资源。对于服务器来说，在 HTTP 协议里指定 KeepAlive（浏览器重用一个 TCP 连接来处理多个 HTTP 请求），由浏览器来主动断开连接，可以一定程度上减少服务器的这个问题。

TCP协议如何保证可靠性

TCP 可靠传输

1. 应用数据被分割成 TCP 认为最适合发送的数据块。
2. TCP 给发送的每一个包进行编号，接收方对数据包进行排序，把有序数据传送给应用层。
3. 校验和： TCP 将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错，TCP 将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段。
4. TCP 的接收端会丢弃重复的数据。
5. 流量控制： TCP 连接的每一方都有固定大小的缓冲空间，TCP 的接收端只允许发送端发送接收端缓冲区能接纳的数据。当接收方来不及处理发送方的数据，能提示发送方降低发送的速率，防止包丢失。TCP 使用的流量控制协议是可变大小的滑动窗口协议。 （TCP 利用滑动窗口实现流量控制）
6. 拥塞控制： 当网络拥塞时，减少数据的发送。
7. ARQ 协议： 也是为了实现可靠传输的，它的基本原理就是每发完一个分组就停止发送，等待对方确认。在收到确认后再发下一个分组。
8. 超时重传： 当 TCP 发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能及时收到一个确认，将重发这个报文段。

   ARQ 协议

   自动重传请求（Automatic Repeat-reQuest，ARQ）是 OSI 模型中数据链路层和传输层的错误纠正协议之一。它通过使用确认和超时这两个机制，在不可靠服务的基础上实现可靠的信息传输。如果发送方在发送后一段时间之内没有收到确认帧，它通常会重新发送。ARQ 包括停止等待 ARQ 协议和连续 ARQ 协议。

   1.停止等待 ARQ 协议

   停止等待协议是为了实现可靠传输的，它的基本原理就是每发完一个分组就停止发送，等待对方确认（回复 ACK）。如果过了一段时间（超时时间后），还是没有收到 ACK 确认，说明没有发送成功，需要重新发送，直到收到确认后再发下一个分组。
   在停止等待协议中，若接收方收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认。
   优缺点：

• 优点： 简单
• 缺点： 信道利用率低，等待时间长

1) 无差错情况:
发送方发送分组, 接收方在规定时间内收到, 并且回复确认. 发送方再次发送。
2) 出现差错情况（超时重传）:
停止等待协议中超时重传是指只要超过一段时间仍然没有收到确认，就重传前面发送过的分组（认为刚才发送过的分组丢失了）。因此每发送完一个分组需要设置一个超时计时器，其重传时间应比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。这种自动重传方式常称为 自动重传请求 ARQ 。另外在停止等待协议中若收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认。连续 ARQ 协议 可提高信道利用率。发送维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累积确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组位置的所有分组都已经正确收到了。
3) 确认丢失和确认迟到

• 确认丢失 ：确认消息在传输过程丢失。当 A 发送 M1 消息，B 收到后，B 向 A 发送了一个 M1 确认消息，但却在传输过程中丢失。而 A 并不知道，在超时计时过后，A 重传 M1 消息，B 再次收到该消息后采取以下两点措施：1. 丢弃这个重复的 M1 消息，不向上层交付。 2. 向 A 发送确认消息。（不会认为已经发送过了，就不再发送。A 能重传，就证明 B 的确认消息丢失）。

• 确认迟到 ：确认消息在传输过程中迟到。A 发送 M1 消息，B 收到并发送确认。在超时时间内没有收到确认消息，A 重传 M1 消息，B 仍然收到并继续发送确认消息（B 收到了 2 份 M1）。此时 A 收到了 B 第二次发送的确认消息。接着发送其他数据。过了一会，A 收到了 B 第一次发送的对 M1 的确认消息（A 也收到了 2 份确认消息）。处理如下：1. A 收到重复的确认后，直接丢弃。2. B 收到重复的 M1 后，也直接丢弃重复的 M1。

  2.连续 ARQ 协议

  连续 ARQ 协议可提高信道利用率。发送方维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可以连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累积确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组为止的所有分组都已经正确收到了。
  优缺点：

• 优点： 信道利用率高，容易实现，即使确认丢失，也不必重传。

• 缺点： 不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。 比如：发送方发送了 5 条 消息，中间第三条丢失（3 号），这时接收方只能对前两个发送确认。发送方无法知道后三个分组的下落，而只好把后三个全部重传一次。这也叫 Go-Back-N（回退 N），表示需要退回来重传已经发送过的 N 个消息。

  TCP 滑动窗口

  在进行数据传输时，如果传输的数据比较大，就需要拆分为多个数据包进行发送。TCP 协议需要对数据进行确认后，才可以发送下一个数据包。这样一来，就会在等待确认应答包环节浪费时间。
  为了避免这种情况，TCP引入了窗口概念。窗口大小指的是不需要等待确认应答包而可以继续发送数据包的最大值。
  
  从上面的图可以看到滑动窗口左边的是已发送并且被确认的分组，滑动窗口右边是还没有轮到的分组。
  滑动窗口里面也分为两块，一块是已经发送但是未被确认的分组，另一块是窗口内等待发送的分组。随着已发送的分组不断被确认，窗口内等待发送的分组也会不断被发送。整个窗口就会往右移动，让还没轮到的分组进入窗口内。
  可以看到滑动窗口起到了一个限流的作用，也就是说当前滑动窗口的大小决定了当前 TCP 发送包的速率，而滑动窗口的大小取决于拥塞控制窗口和流量控制窗口的两者间的最小值。

  TCP 流量控制

  流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。
  接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。

  TCP 拥塞控制

  TCP 一共使用了四种算法来实现拥塞控制：

• 慢开始 (slow-start)；

• 拥塞避免 (congestion avoidance)；
• 快速重传 (fast retransmit)；
• 快速恢复 (fast recovery)。

发送方维持一个叫做拥塞窗口cwnd（congestion window）的状态变量。当cwnd=ssthresh时，改用拥塞避免算法。
慢开始：不要一开始就发送大量的数据，由小到大逐渐增加拥塞窗口的大小。
拥塞避免：拥塞避免算法让拥塞窗口缓慢增长，即每经过一个往返时间RTT就把发送方的拥塞窗口cwnd加1而不是加倍。这样拥塞窗口按线性规律缓慢增长。
快重传：我们可以剔除一些不必要的拥塞报文，提高网络吞吐量。比如接收方在收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认，而不要等到自己发送数据时捎带确认。快重传规定：发送方只要一连收到三个重复确认就应当立即重传对方尚未收到的报文段，而不必继续等待设置的重传计时器时间到期。
快恢复：主要是配合快重传。当发送方连续收到三个重复确认时，就执行“乘法减小”算法，把ssthresh门限减半（为了预防网络发生拥塞），但接下来并不执行慢开始算法，因为如果网络出现拥塞的话就不会收到好几个重复的确认，收到三个重复确认说明网络状况还可以。

HTTP

常用端口

状态码

HTTP1.0/HTTP1.1

1. 连接方式 : HTTP 1.0 为短连接，HTTP 1.1 支持长连接。
2. 状态响应码 : HTTP/1.1中新加入了大量的状态码，光是错误响应状态码就新增了24种。比如说，100 (Continue)——在请求大资源前的预热请求，206 (Partial Content)——范围请求的标识码，409 (Conflict)——请求与当前资源的规定冲突，410 (Gone)——资源已被永久转移，而且没有任何已知的转发地址。
3. 缓存处理 : 在 HTTP1.0 中主要使用 header 里的 If-Modified-Since,Expires 来做为缓存判断的标准，HTTP1.1 则引入了更多的缓存控制策略例如 Entity tag，If-Unmodified-Since, If-Match, If-None-Match 等更多可供选择的缓存头来控制缓存策略。
4. 带宽优化及网络连接的使用 :HTTP1.0 中，存在一些浪费带宽的现象，例如客户端只是需要某个对象的一部分，而服务器却将整个对象送过来了，并且不支持断点续传功能，HTTP1.1 则在请求头引入了 range 头域，它允许只请求资源的某个部分，即返回码是 206（Partial Content），这样就方便了开发者自由的选择以便于充分利用带宽和连接。
5. Host头处理 : HTTP/1.1在请求头中加入了Host字段。

   解释一下HTTP长连接和短连接？

   在HTTP/1.0中，默认使用的是短连接。也就是说，浏览器和服务器每进行一次HTTP操作，就建立一次连接，但任务结束就中断连接。如果客户端浏览器访问的某个HTML或其他类型的 Web页中包含有其他的Web资源，如JavaScript文件、图像文件、CSS文件等；当浏览器每遇到这样一个Web资源，就会建立一个HTTP会话。
   但从 HTTP/1.1起，默认使用长连接，用以保持连接特性。使用长连接的HTTP协议，会在响应头有加入这行代码：Connection:keep-alive
   在使用长连接的情况下，当一个网页打开完成后，客户端和服务器之间用于传输HTTP数据的 TCP连接不会关闭，如果客户端再次访问这个服务器上的网页，会继续使用这一条已经建立的连接。Keep-Alive不会永久保持连接，它有一个保持时间，可以在不同的服务器软件（如Apache）中设定这个时间。实现长连接要客户端和服务端都支持长连接。
   HTTP协议的长连接和短连接，实质上是TCP协议的长连接和短连接

   HTTP1.1和 HTTP2.0的区别？

   HTTP2.0相比HTTP1.1支持的特性：

• 新的二进制格式：HTTP1.1的解析是基于文本。基于文本协议的格式解析存在天然缺陷，文本的表现形式有多样性，要做到健壮性考虑的场景必然很多，二进制则不同，只认0和1的组合。基于这种考虑HTTP2.0的协议解析决定采用二进制格式，实现方便且健壮。
• 多路复用，即连接共享，即每一个request都是用作连接共享机制的。一个request对应一个id，这样一个连接上可以有多个request，每个连接的request可以随机的混杂在一起，接收方可以根据request的 id将request再归属到各自不同的服务端请求里面。
• 头部压缩，HTTP1.1的头部（header）带有大量信息，而且每次都要重复发送；HTTP2.0使用encoder来减少需要传输的header大小，通讯双方各自cache一份header fields表，既避免了重复header的传输，又减小了需要传输的大小。

• 服务端推送：服务器除了对最初请求的响应外，服务器还可以额外的向客户端推送资源，而无需客户端明确的请求。

  HTTP1.0/HTTPS

• 端口号 ：HTTP 默认是 80，HTTPS 默认是 443。

• URL 前缀 ：HTTP 的 URL 前缀是 http://，HTTPS 的 URL 前缀是 https://。
• 安全性和资源消耗 ： HTTP 协议运行在 TCP 之上，所有传输的内容都是明文，客户端和服务器端都无法验证对方的身份。HTTPS 是运行在 SSL/TLS 之上的 HTTP 协议，SSL/TLS 运行在 TCP 之上。所有传输的内容都经过加密，加密采用对称加密，但对称加密的密钥用服务器方的证书进行了非对称加密。所以说，HTTP 安全性没有 HTTPS 高，但是 HTTPS 比 HTTP 耗费更多服务器资源。

  HTTPS是如何保证数据传输的安全，整体的流程是什么？（SSL是怎么工作保证安全的）

  （1）客户端向服务器端发起SSL连接请求； （2） 服务器把公钥发送给客户端，并且服务器端保存着唯一的私钥 （3）客户端用公钥对双方通信的对称秘钥进行加密，并发送给服务器端 （4）服务器利用自己唯一的私钥对客户端发来的对称秘钥进行解密， （5）进行数据传输，服务器和客户端双方用公有的相同的对称秘钥对数据进行加密解密，可以保证在数据收发过程中的安全，即是第三方获得数据包，也无法对其进行加密，解密和篡改。
  因为数字签名、摘要是证书防伪非常关键的武器。 “摘要”就是对传输的内容，通过hash算法计算出一段固定长度的串。然后，通过发送方的私钥对这段摘要进行加密，加密后得到的结果就是“数字签名”。
  SSL/TLS协议的基本思路是采用公钥加密法，也就是说，客户端先向服务器端索要公钥，然后用公钥加密信息，服务器收到密文后，用自己的私钥解密。

  SSL/TLS 的工作原理

  非对称加密
  SSL/TLS 的核心要素是非对称加密。非对称加密采用两个密钥——一个公钥，一个私钥。在通信时，私钥仅由解密者保存，公钥由任何一个想与解密者通信的发送者（加密者）所知。
  对称加密
  使用 SSL/TLS 进行通信的双方需要使用非对称加密方案来通信，但是非对称加密设计了较为复杂的数学算法，在实际通信过程中，计算的代价较高，效率太低，因此，SSL/TLS 实际对消息的加密使用的是对称加密。
  对称加密的密钥生成代价比公私钥对的生成代价低得多，那么有的人会问了，为什么 SSL/TLS 还需要使用非对称加密呢？因为对称加密的保密性完全依赖于密钥的保密性。在双方通信之前，需要商量一个用于对称加密的密钥。我们知道网络通信的信道是不安全的，传输报文对任何人是可见的，密钥的交换肯定不能直接在网络信道中传输。因此，使用非对称加密，对对称加密的密钥进行加密，保护该密钥不在网络信道中被窃听。这样，通信双方只需要一次非对称加密，交换对称加密的密钥，在之后的信息通信中，使用绝对安全的密钥，对信息进行对称加密，即可保证传输消息的保密性。

  公钥传输的依赖性

  为了公钥传输的信赖性问题，第三方机构应运而生——证书颁发机构（CA，Certificate Authority）。CA 默认是受信任的第三方。CA 会给各个服务器颁发证书，证书存储在服务器上，并附有 CA 的电子签名。
  当客户端（浏览器）向服务器发送 HTTPS 请求时，一定要先获取目标服务器的证书，并根据证书上的信息，检验证书的合法性。一旦客户端检测到证书非法，就会发生错误。客户端获取了服务器的证书后，由于证书的信任性是由第三方信赖机构认证的，而证书上又包含着服务器的公钥信息，客户端就可以放心的信任证书上的公钥就是目标服务器的公钥。
  公钥的传输机制

1. 设有服务器 S，客户端 C，和第三方信赖机构 CA。
2. S 信任 CA，CA 是知道 S 公钥的，CA 向 S 颁发证书。并附上 CA 私钥对消息摘要的加密签名。
3. S 获得 CA 颁发的证书，将该证书传递给 C。
4. C 获得 S 的证书，信任 CA 并知晓 CA 公钥，使用 CA 公钥对 S 证书上的签名解密，同时对消息进行散列处理，得到摘要。比较摘要，验证 S 证书的真实性。
5. 如果 C 验证 S 证书是真实的，则信任 S 的公钥（在 S 证书中）。

forward和redirect的区别

1、转发是在服务端行为，客户端并不知道。而重定向是客户端行为。
2、转发的速度快，重定向慢。
3、转发是同一个请求，而重定向是两个不同的请求。
4、转发的URL地址栏不会变，重定向会变成请求的新地址。
5、转发后request域中的信息可访问到，重定向不能。
6、转发可以访问WEB-INF文件夹，重定向不能。
典型的应用场景：

• forward一般用于用户登陆的时候根据角色转发到相应的模块。
• redirect一般用于用户注销登陆时返回主页面和跳转到其它的网站等。

  HTTP请求报文和响应报文的格式？

  请求报文格式：

1. 请求行（请求方法+URI协议+版本）
2. 请求头部
3. 空行
4. 请求主体 ```java GET/sample.jspHTTP/1.1 请求行 Accept:image/gif.image/jpeg, 请求头部 Accept-Language:zh-cn Connection:Keep-Alive Host:localhost User-Agent:Mozila/4.0(compatible;MSIE5.01;Window NT5.0) Accept-Encoding:gzip,deflate

username=jinqiao&password=1234 请求主体

**响应报文**：
1. 状态行（版本+状态码+原因短语）
1. 响应首部
1. 空行
1. 响应主体
```java
HTTP/1.1 200 OK
Server:Apache Tomcat/5.0.12
Date:Mon,6Oct2003 13:23:42 GMT
Content-Length:112
<html>
    <head>
        <title>HTTP响应示例<title>
    </head>
    <body>
        Hello HTTP!
    </body>
</html>

GET和POST区别

1. get是获取数据的，而post是提交数据的。
   2. GET 用于获取信息，是无副作用的，是幂等的，且可缓存， 而POST 用于修改服务器上的数据，有副作用，非幂等，不可缓存。

   这里的幂等性：幂等性是指一次和多次请求某一个资源应该具有同样的副作用。简单来说意味着对同一URL的多个请求应该返回同样的结果。

Session、Cookie的主要区别

什么是 Cookie
HTTP Cookie（也叫 Web Cookie或浏览器 Cookie）是服务器发送到用户浏览器并保存在本地的一小块数据，它会在浏览器下次向同一服务器再发起请求时被携带并发送到服务器上。通常，它用于告知服务端两个请求是否来自同一浏览器，如保持用户的登录状态。Cookie 使基于无状态的 HTTP 协议记录稳定的状态信息成为了可能。
Cookie 主要用于以下三个方面：

• 会话状态管理（如用户登录状态、购物车、游戏分数或其它需要记录的信息）
• 个性化设置（如用户自定义设置、主题等）
• 浏览器行为跟踪（如跟踪分析用户行为等）

什么是 Session
Session 代表着服务器和客户端一次会话的过程。Session 对象存储特定用户会话所需的属性及配置信息。这样，当用户在应用程序的 Web 页之间跳转时，存储在 Session 对象中的变量将不会丢失，而是在整个用户会话中一直存在下去。当客户端关闭会话，或者 Session 超时失效时会话结束。
Cookie 和 Session 是如何配合的呢？
用户第一次请求服务器的时候，服务器根据用户提交的相关信息，创建对应的 Session ，请求返回时将此 Session 的唯一标识信息 SessionID 返回给浏览器，浏览器接收到服务器返回的 SessionID 信息后，会将此信息存入到 Cookie 中，同时 Cookie 记录此 SessionID 属于哪个域名。
当用户第二次访问服务器的时候，请求会自动判断此域名下是否存在 Cookie 信息，如果存在自动将 Cookie 信息也发送给服务端，服务端会从 Cookie 中获取 SessionID，再根据 SessionID 查找对应的 Session 信息，如果没有找到说明用户没有登录或者登录失效，如果找到 Session 证明用户已经登录可执行后面操作。
根据以上流程可知，SessionID 是连接 Cookie 和 Session 的一道桥梁，大部分系统也是根据此原理来验证用户登录状态。
区别呢？

• 作用范围不同，Cookie 保存在客户端（浏览器），Session 保存在服务器端。
• 存取方式的不同，Cookie 只能保存 ASCII，Session 可以存任意数据类型，一般情况下我们可以在 Session 中保持一些常用变量信息，比如说 UserId 等。
• 有效期不同，Cookie 可设置为长时间保持，比如我们经常使用的默认登录功能，Session 一般失效时间较短，客户端关闭或者 Session 超时都会失效。
• 隐私策略不同，Cookie 存储在客户端，比较容易遭到不法获取，早期有人将用户的登录名和密码存储在 Cookie 中导致信息被窃取；Session 存储在服务端，安全性相对 Cookie 要好一些。
• 存储大小不同， 单个 Cookie 保存的数据不能超过 4K，Session 可存储数据远高于 Cookie。

  在浏览器中输入 url 地址 ->> 显示主页的过程

1. 域名解析（域名 www.baidu.com变为 ip 地址）。浏览器搜索自己的DNS缓存（维护一张域名与IP的对应表）；若没有，则搜索操作系统的DNS缓存（维护一张域名与IP的对应表）；若没有，则搜索操作系统的hosts文件（维护一张域名与IP的对应表）。若都没有，则找 tcp/ip 参数中设置的首选 dns 服务器，即本地 dns 服务器（递归查询），本地域名服务器查询自己的dns缓存，如果没有，则进行迭代查询。将本地dns服务器将IP返回给操作系统，同时缓存IP。
2. 发起 tcp 的三次握手，建立 tcp 连接。浏览器会以一个随机端口（1024-65535）向服务端的 web 程序 80 端口发起 tcp 的连接。
3. 建立 tcp 连接后发起 http 请求。
4. 服务器响应 http 请求，客户端得到 html 代码。服务器 web 应用程序收到 http 请求后，就开始处理请求，处理之后就返回给浏览器 html 文件。
5. 浏览器解析 html 代码，并请求 html 中的资源。
6. 浏览器对页面进行渲染，并呈现给用户。

DNS解析过程

　　1、首先会在本地的hosts文件中查找是否有这个网址的映射关系，如果有则直接调用这个IP的映射进行访问；　　
　　2、如果没有则会去本地DNS解析缓存查找是否有这个网址的映射关系，如果有则返回；
　　3、如果本地DNS解析缓存没有映射关系，首先找本地的TCP/IP设置的DNS服务器，这里我们叫做本地DNS服务器，如果所找的网址在本地DNS的资源范围内则返回解析给主机，此解析具有权威性；
　　4、如果不在本地DNS的资源范围内，但该服务器已经存储了网址的映射关系，那么调用这个IP的映射关系，完成地址解析，此解析不具有权威性。　　
　　5、如果本地服务器的解析失败并且缓存中没有对应的映射关系。那么就有两种情况:
　　 1）本地DNS服务器开启装发模式，则向上一级请求，若上一级也不能解析就找上上一级依次类推，最终把解析返回给本地DNS，本地DNS返回给主机。
　　 2）如果本地DNS未采用转发模式。就回去找13组根DNS，根DNS收到后就会去判断这个域名由谁来管理将负责此域名的IP返给本地DNS，本地DNS再去找负责的根DNS，如果根DNS不能解析就去找下一级的DNS给本地DNS，然后一直重复这个过程直到找到xx的主机。

重要协议

1.地址解析协议 ARP

网络层实现主机之间的通信，而链路层实现具体每段链路之间的通信。因此在通信过程中，IP 数据报的源地址和目的地址始终不变，而 MAC 地址随着链路的改变而改变。
ARP 实现由 IP 地址得到 MAC 地址。

每个主机都有一个 ARP 高速缓存，里面有本局域网上的各主机和路由器的 IP 地址到 MAC 地址的映射表。
如果主机 A 知道主机 B 的 IP 地址，但是 ARP 高速缓存中没有该 IP 地址到 MAC 地址的映射，此时主机 A 通过广播的方式发送 ARP 请求分组，主机 B 收到该请求后会发送 ARP 响应分组给主机 A 告知其 MAC 地址，随后主机 A 向其高速缓存中写入主机 B 的 IP 地址到 MAC 地址的映射。

2.网际控制报文协议 ICMP

ICMP 是为了更有效地转发 IP 数据报和提高交付成功的机会。它封装在 IP 数据报中，但是不属于高层协议。

ICMP 报文分为差错报告报文和询问报文。

1. Ping

Ping 是 ICMP 的一个重要应用，主要用来测试两台主机之间的连通性。
Ping 的原理是通过向目的主机发送 ICMP Echo 请求报文，目的主机收到之后会发送 Echo 回答报文。Ping 会根据时间和成功响应的次数估算出数据包往返时间以及丢包率。

2. Traceroute

Traceroute 是 ICMP 的另一个应用，用来跟踪一个分组从源点到终点的路径。
Traceroute 发送的 IP 数据报封装的是无法交付的 UDP 用户数据报，并由目的主机发送终点不可达差错报告报文。

• 源主机向目的主机发送一连串的 IP 数据报。第一个数据报 P1 的生存时间 TTL 设置为 1，当 P1 到达路径上的第一个路由器 R1 时，R1 收下它并把 TTL 减 1，此时 TTL 等于 0，R1 就把 P1 丢弃，并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报告报文；
• 源主机接着发送第二个数据报 P2，并把 TTL 设置为 2。P2 先到达 R1，R1 收下后把 TTL 减 1 再转发给 R2，R2 收下后也把 TTL 减 1，由于此时 TTL 等于 0，R2 就丢弃 P2，并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报文。
• 不断执行这样的步骤，直到最后一个数据报刚刚到达目的主机，主机不转发数据报，也不把 TTL 值减 1。但是因为数据报封装的是无法交付的 UDP，因此目的主机要向源主机发送 ICMP 终点不可达差错报告报文。

• 之后源主机知道了到达目的主机所经过的路由器 IP 地址以及到达每个路由器的往返时间。

  3.虚拟专用网 VPN

  由于 IP 地址的紧缺，一个机构能申请到的 IP 地址数往往远小于本机构所拥有的主机数。并且一个机构并不需要把所有的主机接入到外部的互联网中，机构内的计算机可以使用仅在本机构有效的 IP 地址（专用地址）。
  有三个专用地址块：

• 10.0.0.0 ~ 10.255.255.255

• 172.16.0.0 ~ 172.31.255.255
• 192.168.0.0 ~ 192.168.255.255

VPN 使用公用的互联网作为本机构各专用网之间的通信载体。专用指机构内的主机只与本机构内的其它主机通信；虚拟指好像是，而实际上并不是，它有经过公用的互联网。
下图中，场所 A 和 B 的通信经过互联网，如果场所 A 的主机 X 要和另一个场所 B 的主机 Y 通信，IP 数据报的源地址是 10.1.0.1，目的地址是 10.2.0.3。数据报先发送到与互联网相连的路由器 R1，R1 对内部数据进行加密，然后重新加上数据报的首部，源地址是路由器 R1 的全球地址 125.1.2.3，目的地址是路由器 R2 的全球地址 194.4.5.6。路由器 R2 收到数据报后将数据部分进行解密，恢复原来的数据报，此时目的地址为 10.2.0.3，就交付给 Y。

4.网络地址转换 NAT

专用网内部的主机使用本地 IP 地址又想和互联网上的主机通信时，可以使用 NAT 来将本地 IP 转换为全球 IP。
在以前，NAT 将本地 IP 和全球 IP 一一对应，这种方式下拥有 n 个全球 IP 地址的专用网内最多只可以同时有 n 台主机接入互联网。为了更有效地利用全球 IP 地址，现在常用的 NAT 转换表把传输层的端口号也用上了，使得多个专用网内部的主机共用一个全球 IP 地址。使用端口号的 NAT 也叫做网络地址与端口转换 NAPT。

5.文件传送协议FTP

FTP 使用 TCP 进行连接，它需要两个连接来传送一个文件：

• 控制连接：服务器打开端口号 21 等待客户端的连接，客户端主动建立连接后，使用这个连接将客户端的命令传送给服务器，并传回服务器的应答。
• 数据连接：用来传送一个文件数据。

根据数据连接是否是服务器端主动建立，FTP 有主动和被动两种模式：

• 主动模式：服务器端主动建立数据连接，其中服务器端的端口号为 20，客户端的端口号随机，但是必须大于 1024，因为 0~1023 是熟知端口号。
• 被动模式：客户端主动建立数据连接，其中客户端的端口号由客户端自己指定，服务器端的端口号随机。

主动模式要求客户端开放端口号给服务器端，需要去配置客户端的防火墙。被动模式只需要服务器端开放端口号即可，无需客户端配置防火墙。但是被动模式会导致服务器端的安全性减弱，因为开放了过多的端口号。

6.动态主机配置协议DHCP

DHCP (Dynamic Host Configuration Protocol) 提供了即插即用的连网方式，用户不再需要手动配置 IP 地址等信息。
DHCP 配置的内容不仅是 IP 地址，还包括子网掩码、网关 IP 地址。
DHCP 工作过程如下：

1. 客户端发送 Discover 报文，该报文的目的地址为 255.255.255.255:67，源地址为 0.0.0.0:68，被放入 UDP 中，该报文被广播到同一个子网的所有主机上。如果客户端和 DHCP 服务器不在同一个子网，就需要使用中继代理。
2. DHCP 服务器收到 Discover 报文之后，发送 Offer 报文给客户端，该报文包含了客户端所需要的信息。因为客户端可能收到多个 DHCP 服务器提供的信息，因此客户端需要进行选择。
3. 如果客户端选择了某个 DHCP 服务器提供的信息，那么就发送 Request 报文给该 DHCP 服务器。
4. DHCP 服务器发送 Ack 报文，表示客户端此时可以使用提供给它的信息。

7.远程登录协议TELNET

TELNET 用于登录到远程主机上，并且远程主机上的输出也会返回。
TELNET 可以适应许多计算机和操作系统的差异，例如不同操作系统系统的换行符定义

8.电子邮件协议

一个电子邮件系统由三部分组成：用户代理、邮件服务器以及邮件协议。
邮件协议包含发送协议和读取协议，发送协议常用 SMTP，读取协议常用 POP3 和 IMAP。

1. SMTP

SMTP 只能发送 ASCII 码，而互联网邮件扩充 MIME 可以发送二进制文件。MIME 并没有改动或者取代 SMTP，而是增加邮件主体的结构，定义了非 ASCII 码的编码规则。

2. POP3

POP3 的特点是只要用户从服务器上读取了邮件，就把该邮件删除。但最新版本的 POP3 可以不删除邮件。

3. IMAP

IMAP 协议中客户端和服务器上的邮件保持同步，如果不手动删除邮件，那么服务器上的邮件也不会被删除。IMAP 这种做法可以让用户随时随地去访问服务器上的邮件。

9.安全的网络传输协议SSH

SSH（ Secure Shell） 是目前较可靠，专为远程登录会话和其他网络服务提供安全性的协议。利用 SSH 协议可以有效防止远程管理过程中的信息泄露问题。SSH 建立在可靠的传输协议 TCP 之上。
Telnet 和 SSH 之间的主要区别在于 SSH 协议会对传输的数据进行加密保证数据安全性。

IP

IP 数据报格式

• 版本 : 有 4（IPv4）和 6（IPv6）两个值；
• 首部长度 : 占 4 位，因此最大值为 15。值为 1 表示的是 1 个 32 位字的长度，也就是 4 字节。因为固定部分长度为 20 字节，因此该值最小为 5。如果可选字段的长度不是 4 字节的整数倍，就用尾部的填充部分来填充。
• 区分服务 : 用来获得更好的服务，一般情况下不使用。
• 总长度 : 包括首部长度和数据部分长度。
• 生存时间 ：TTL，它的存在是为了防止无法交付的数据报在互联网中不断兜圈子。以路由器跳数为单位，当 TTL 为 0 时就丢弃数据报。
• 协议 ：指出携带的数据应该上交给哪个协议进行处理，例如 ICMP、TCP、UDP 等。
• 首部检验和 ：因为数据报每经过一个路由器，都要重新计算检验和，因此检验和不包含数据部分可以减少计算的工作量。
• 标识 : 在数据报长度过长从而发生分片的情况下，相同数据报的不同分片具有相同的标识符。

• 片偏移 : 和标识符一起，用于发生分片的情况。片偏移的单位为 8 字节。

  IP地址的编制方式

  1.分类
  由两部分组成，网络号和主机号，其中不同分类具有不同的网络号长度，并且是固定的。
  IP 地址 ::= {< 网络号 >, < 主机号 >}
  
  2.子网划分
  通过在主机号字段中拿一部分作为子网号，把两级 IP 地址划分为三级 IP 地址。
  IP 地址 ::= {< 网络号 >, < 子网号 >, < 主机号 >}
  要使用子网，必须配置子网掩码。一个 B 类地址的默认子网掩码为 255.255.0.0，如果 B 类地址的子网占两个比特，那么子网掩码为 11111111 1111_1111 11000000 00000000，也就是 255.255.192.0。
  注意，外部网络看不到子网的存在。
  3.无分类
  无分类编址 CIDR 消除了传统 A 类、B 类和 C 类地址以及划分子网的概念，使用网络前缀和主机号来对 IP 地址进行编码，网络前缀的长度可以根据需要变化。
  IP 地址 ::= {< 网络前缀号 >, < 主机号 >}
  CIDR 的记法上采用在 IP 地址后面加上网络前缀长度的方法，例如 128.14.35.7/20 表示前 20 位为网络前缀。
  CIDR 的地址掩码可以继续称为子网掩码，子网掩码首 1 长度为网络前缀的长度。
  一个 CIDR 地址块中有很多地址，一个 CIDR 表示的网络就可以表示原来的很多个网络，并且在路由表中只需要一个路由就可以代替原来的多个路由，减少了路由表项的数量。把这种通过使用网络前缀来减少路由表项的方式称为路由聚合，也称为 构成超网 。
  在路由表中的项目由“网络前缀”和“下一跳地址”组成，在查找时可能会得到不止一个匹配结果，应当采用最长前缀匹配来确定应该匹配哪一个。

  路由器分组转发流程

• 从数据报的首部提取目的主机的 IP 地址 D，得到目的网络地址 N。

• 若 N 就是与此路由器直接相连的某个网络地址，则进行直接交付；
• 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由，则把数据报传送给表中所指明的下一跳路由器；
• 若路由表中有到达网络 N 的路由，则把数据报传送给路由表中所指明的下一跳路由器；
• 若路由表中有一个默认路由，则把数据报传送给路由表中所指明的默认路由器；
• 报告转发分组出错。