图解网络-小林coding-v3.0
105个想法
一、基础篇
>> 数据链路层（Data Link Layer），它主要为网络层提供链路级别传输的服务
>> 路由器计算出了下一个目的地 IP 地址，再通过 ARP 协议找到该目的地的 MAC 地址，这样就知道这个 IP 地址是哪个设备的了
>> 当数据准备要从设备发送到网络时，需要把数据包转换成电信号，让其可以在物理介质中传输，这一层就是物理层（Physical Layer），它主要是为数据链路层提供二进制传输的服务。
二、HTTP 篇
>> HTTP 是一个在计算机世界里专门在「两点」之间「传输」文字、图片、音频、视频等「超文本」数据的「约定和规范」。
>> GET 和 POST 方法都是安全和幂等的吗？先说明下安全和幂等的概念：在 HTTP 协议里，所谓的「安全」是指请求方法不会「破坏」服务器上的资源。所谓的「幂等」，意思是多次执行相同的操作，结果都是「相同」的。那么很明显 GET 方法就是安全且幂等的，因为它是「只读」操作，无论操作多少次，服务器上的数据都是安全的，且每次的结果都是相同的。POST 因为是「新增或提交数据」的操作，会修改服务器上的资源，所以是不安全的，且多次提交数据就会创建多个资源，所以不是幂等的。
>> HTTP/1.1 采用了长连接的方式，这使得管道（pipeline）网络传输成为了可能。即可在同一个 TCP 连接里面，客户端可以发起多个请求，只要第一个请求发出去了，不必等其回来，就可以发第二个请求出去，可以减少整体的响应时间。举例来说，客户端需要请求两个资源。以前的做法是，在同一个TCP连接里面，先发送 A 请求，然后等待服务器做出回应，收到后再发出 B 请求。管道机制则是允许浏览器同时发出 A 请求和 B 请求。
>> 但是服务器还是按照顺序，先回应 A 请求，完成后再回应 B 请求。要是前面的回应特别慢，后面就会有许多请求排队等着。这称为「队头堵塞」。3. 队头阻塞
>> 「请求 - 应答」的模式加剧了 HTTP 的性能问题。因为当顺序发送的请求序列中的一个请求因为某种原因被阻塞时，在后面排队的所有请求也一同被阻塞了，会招致客户端一直请求不到数据，这也就是「队头阻塞」。好比上班的路上塞车
>> HTTPS 是如何建立连接的？其间交互了什么？SSL/TLS 协议基本流程：客户端向服务器索要并验证服务器的公钥。双方协商生产「会话秘钥」。双方采用「会话秘钥」进行加密通信。前两步也就是 SSL/TLS 的建立过程，也就是握手阶段。SSL/TLS 的「握手阶段」涉及四次通信，可见下图：[插图]SSL/TLS 协议建立的详细流程：1. ClientHello首先，由客户端向服务器发起加密通信请求，也就是 ClientHello 请求。
>> 在这一步，客户端主要向服务器发送以下信息：（1）客户端支持的 SSL/TLS 协议版本，如 TLS 1.2 版本。（2）客户端生产的随机数（Client Random），后面用于生产「会话秘钥」。（3）客户端支持的密码套件列表，如 RSA 加密算法。
>> 2. SeverHello服务器收到客户端请求后，向客户端发出响应，也就是 SeverHello。服务器回应的内容有如下内容：（1）确认 SSL/ TLS 协议版本，如果浏览器不支持，则关闭加密通信。（2）服务器生产的随机数
>> （Server Random），后面用于生产「会话秘钥」。（3）确认的密码套件列表，如 RSA 加密算法。（4）服务器的数字证书。3.客户端回应
>> 客户端收到服务器的回应之后，首先通过浏览器或者操作系统中的 CA 公钥，确认服务器的数字证书的真实性。如果证书没有问题，客户端会从数字证书中取出服务器的公钥，然后使用它加密报文，向服务器发送如下信息：（1）一个随机数（pre-master key）。该随机数会被服务器公钥加密。（2）加密通信算法改变通知，表示随后的信息都将用「会话秘钥」加密
>> 通信。（3）客户端握手结束通知，表示客户端的握手阶段已经结束。这一项同时把之前所有内容的发生的数据做个摘要，用来供服务端校验。上面第一项的随机数是整个握手阶段的第三个随机数，这样服务器和客户端就同时有三个随机数，接着就用双方协商的加密算法，各自生成本次通信的「会话秘钥」。4. 服务器的最后回应服务器收到客户端的第三个随机数（pre-master key）之后，通过协商的加密算法，计算出本次通信的「会话秘钥」。然后，向客户端发生最后的信息：（1）加密通信算法改变通知，表示随后的信息都将用「会话秘钥」加密通信。
>> （2）服务器握手结束通知，表示服务器的握手阶段已经结束。这一项同时把之前所有内容的发生的数据做个摘要，用来供客户端校验。至此，整个 SSL/TLS 的握手阶段全部结束。接下来，客户端与服务器进入加密通信，就完全是使用普通的 HTTP 协议，只不过用「会话秘钥」加密内容。
>> HTTP/2 相比 HTTP/1.1 性能上的改进：1. 头部压缩HTTP/2 会压缩头（Header）如果你同时发出多个请求，他们的头是一样的或是相似的，那么，协议会帮你消除重复的部分。这就是所谓的 HPACK 算法：在客户端和服务器同时维护一张头信息表，所有字段都会存入这个表，生成一个索引号，以后就不发送同样字段了，只发送索引号，这样就提高速度了。2. 二进制格式HTTP/2 不再像 HTTP/1.1 里的纯文本形式的报文，而是全面采用了二进制格式，头信息和数据体都是二进制，并且统称为帧（frame）：头信息帧和数据帧。
>> [插图]这样虽然对人不友好，但是对计算机非常友好，因为计算机只懂二进制，那么收到报文后，无需再将明文的报文转成二进制，而是直接解析二进制报文，这增加了数据传输的效率。
>> 3. 数据流HTTP/2 的数据包不是按顺序发送的，同一个连接里面连续的数据包，可能属于不同的回应。因此，必须要对数据包做标记，指出它属于哪个回应。每个请求或回应的所有数据包，称为一个数据流（Stream）。每个数据流都标记着一个独一无二的编号，其中规定客户端发出的数据流编号为奇数， 服务器发出的数据流编号为偶数客户端还可以指定数据流的优先级。优先级高的请求，服务器就先响应该请求。
>> 4. 多路复用HTTP/2 是可以在一个连接中并发多个请求或回应，而不用按照顺序一一对应。移除了 HTTP/1.1 中的串行请求，不需要排队等待，也就不会再出现「队头阻塞」问题，降低了延迟，大幅度提高了连接的利用率。
>> 5. 服务器推送HTTP/2 还在一定程度上改善了传统的「请求 - 应答」工作模式，服务不
>> 再是被动地响应，也可以主动向客户端发送消息。
>> HTTP/2 有哪些缺陷？HTTP/3 做了哪些优化？HTTP/2 主要的问题在于，多个 HTTP 请求在复用一个 TCP 连接，下层的 TCP 协议是不知道有多少个 HTTP 请求的。所以一旦发生了丢包现象，就会触发 TCP 的重传机制，这样在一个 TCP 连接中的所有的 HTTP 请求都必须等待这个丢了的包被重传回来。HTTP/1.1 中的管道（ pipeline）传输
>> 中如果有一个请求阻塞了，那么队列后请求也统统被阻塞住了HTTP/2 多个请求复用一个TCP连接，一旦发生丢包，就会阻塞住所有的 HTTP 请求。这都是基于 TCP 传输层的问题，所以 HTTP/3 把 HTTP 下层的 TCP 协议改成了 UDP！
>> 使用 KeepAlive 将 HTTP/1.1 从短连接改成长链接。
>> 如何减少 HTTP 请求次数？减少 HTTP 请求次数自然也就提升了 HTTP 性能，可以从这 3 个方面入手：
>> 减少重定向请求次数；合并请求；延迟发送请求；
>> [插图]
>> 如果重定向的工作交由代理服务器完成，就能减少 HTTP 请求次数了，如下图：[插图]而且当代理服务器知晓了重定向规则后，可以进一步减少消息传递次数，如下图：[插图]
>> 其中，301 和 308 响应码是告诉客户端可以将重定向响应缓存到本地磁盘，之后客户端就自动用 url2 替代 url1 访问服务器的资源。
>> 合并请求的方式就是合并资源，以一个大资源的请求替换多个小资源的请求。
>> gzip 的压缩效率相比 Google 推出的 Brotli 算法还是差点意思，也就是上文中的 br，所以如果可以，服务器应该选择压缩效率更高的 br 压缩算法。
>> 这次主要从 3 个方面介绍了优化 HTTP/1.1 协议的思路。第一个思路是，通过缓存技术来避免发送 HTTP 请求。客户端收到第一个请求的响应后，可以将其缓存在本地磁盘，下次请求的时候，如果缓存没过期，就直接读取本地缓存的响应数据。如果缓存过期，客户端发送请求的时候带上响应数据的摘要，服务器比对后发现资源没有变化，就发出不带包体的 304 响应，告诉客户端缓存的响应仍然有效。第二个思路是，减少 HTTP 请求的次数，有以下的方法：将原本由客户端处理的重定向请求，交给代理服务器处理，这样可以减少重定向请求的次数；将多个小资源合并成一个大资源再传输，能够减少 HTTP 请求次数以及 头部的重复传输，再来减少 TCP 连接数量，进而省去 TCP 握手和慢启动的网络消耗；按需访问资源，只访问当前用户看得到/用得到的资源，当客户往下滑动，再访问接下来的资源，以此达到延迟请求，也就减少了同一时间的 HTTP 请求次数。第三思路是，通过压缩响应资源，降低传输资源的大小，从而提高传输效率，所以应当选择更优秀的压缩算法。
>> HTTPS 是应用层协议，需要先完成 TCP 连接建立，然后走 TLS 握手过程后，才能建立通信安全的连接。
>> 因为考虑到性能的问题，所以双方在加密应用信息时使用的是对称加密密钥，而对称加密密钥是不能被泄漏的，为了保证对称加密密钥的安全性，所以使用非对称加密的方式来保护对称加密密钥的协商，这个工作就是密钥交换算法负责的。接下来，我们就以最简单的 RSA 密钥交换算法，来看看它的 TLS 握手过程。
>> 数字证书签发和验证流程如下图图所示，为数字证书签发和验证流程：[插图]CA 签发证书的过程，如上图左边部分：首先 CA 会把持有者的公钥、用途、
这里由于黑客无法拿到私钥所以无法对，篡改后的内容做签名
>[插图]
>> 颁发者、有效时间等信息打成一个包，然后对这些信息进行 Hash 计算，得到一个 Hash 值；然后 CA 会使用自己的私钥将该 Hash 值加密，生成 Certificate Signature，也就是 CA 对证书做了签名；最后将 Certificate Signature 添加在文件证书上，形成数字证书；客户端校验服务端的数字证书的过程，如上图右边部分：首先客户端会使用同样的 Hash 算法获取该证书的 Hash 值 H1；通常浏览器和操作系统中集成了 CA 的公钥信息，浏览器收到证书后可以使用 CA 的公钥解密 Certificate Signature 内容，得到一个 Hash 值 H2 ；最后比较 H1 和 H2，如果值相同，则为可信赖的证书，否则则认为证书不可信。
>> RSA 算法的缺陷使用 RSA 密钥协商算法的最大问题是不支持前向保密。因为客户端传递随机数（用于生成对称加密密钥的条件之一）给服务端时使用的是公钥加密的，服务端收到到后，会用私钥解密得到随机数。所以一旦服务端的私钥泄漏了，过去被第三方截获的所有 TLS 通讯密文都会被破解。
>> [插图]
>> HTTPS 常用的密钥交换算法有两种，分别是 RSA 和 ECDHE 算法。
>> 分析性能损耗既然要对 HTTPS 优化，那得清楚哪些步骤会产生性能消耗，再对症下药。产生性能消耗的两个环节：第一个环节， TLS 协议握手过程；第二个环节，握手后的对称加密报文传输。
>> 第一个环节，TLS 协议握手过程不仅增加了网络延时（最长可以花费掉 2 RTT），而且握手过程中的一些步骤也会产生性能损耗
>> 对于服务器的证书应该选择椭圆曲线（ECDSA）证书，而不是 RSA 证书，因为在相同安全强度下， ECC 密钥长度比 RSA 短的多。
>> OCSP Stapling于是为了解决这一个网络开销，就出现了 OCSP Stapling，其原理是：服务器向 CA 周期性地查询证书状态，获得一个带有时间戳和签名的响应结果并缓存它。[插图]当有客户端发起连接请求时，服务器会把这个「响应结果」在 TLS 握手过程中发给客户端。由于有签名的存在，服务器无法篡改，因此客户端就能得知证书是否已被吊销了，这样客户端就不需要再去查询。
>> [插图]
当有客户端发起连接请求时，服务器会把这个「响应结果」在 TLS 握手过程中发给客户端。由于有签名的存在，服务器无法篡改，因此客户端就能得知证书是否已被吊销了，这样客户端就不需要再去查询。
会话复用
TLS 握手的目的就是为了协商出会话密钥，也就是对称加密密钥，那我们如果我们把首次 TLS 握手协商的对称加密密钥缓存起来，待下次需要建立 HTTPS 连接时，直接「复用」这个密钥，不就减少 TLS 握手的性能损耗了吗？
>> 会话复用TLS 握手的目的就是为了协商出会话密钥，也就是对称加密密钥，那我们如果我们把首次 TLS 握手协商的对称加密密钥缓存起来，待下次需要建立 HTTPS 连接时，直接「复用」这个密钥，不就减少 TLS 握手的性能损耗了吗？
>> 会话复用分两种：第一种叫 Session ID；第二种叫 Session Ticket；
>> Session IDSession ID 的工作原理是，客户端和服务器首次 TLS 握手连接后，双方会在内存缓存会话密钥，并用唯一的 Session ID 来标识，Session ID 和会话密钥相当于 key-value 的关系。当客户端再次连接时，hello 消息里会带上 Session ID，服务器收到后就会从内存找，如果找到就直接用该会话密钥恢复会话状态，跳过其余的过程，只用一个消息往返就可以建立安全通信。当然为了安全性，内存中的会话密钥会定期失效。[插图]
>> 它有两个缺点：服务器必须保持每一个客户端的会话密钥，随着客户端的增多，服务器的内存压力也会越大。现在网站服务一般是由多台服务器通过负载均衡提供服务的，客户端再次连接不一定会命中上次访问过的服务器，于是还要走完整的 TLS 握手过程；
>> Session Ticket为了解决 Session ID 的问题，就出现了 Session Ticket，服务器不再缓存每个客户端的会话密钥，而是把缓存的工作交给了客户端，类似于 HTTP 的 Cookie。
>> 对于硬件优化的方向，因为 HTTPS 是属于计算密集型，应该选择计算力更强的 CPU，而且最好选择支持 AES-NI 特性的 CPU，这个特性可以在硬件级别优化 AES 对称加密算法，加快应用数据的加解密。对于软件优化的方向，如果可以，把软件升级成较新的版本，比如将 Linux 内核 2.X 升级成 4.X，将 openssl 1.0.1 升级到 1.1.1，因为新版本的软件不仅会提供新的特性，而且还会修复老版本的问题。对于协议优化的方向：密钥交换算法应该选择 ECDHE 算法，而不用 RSA 算法，因为 ECDHE 算法具备前向安全性，而且客户端可以在第三次握手之后，就发送加密应用数据，节省了 1 RTT。将 TSL1.2 升级 TSL1.3，因为 TSL1.3 的握手过程只需要 1 RTT，而且安全性更强。对于证书优化的方向：服务器应该选用 ECDSA 证书，而非 RSA 证书，因为在相同安全级别下，ECC 的密钥长度比 RSA 短很多，这样可以提高证书传输的效率；服务器应该开启 OCSP Stapling 功能，由服务器预先获得 OCSP 的响应，并把响应结果缓存起来，这样 TLS 握手的时候就不用再访问 CA 服务器，减少了网络通信的开销，提高了证书验证的效率；对于重连 HTTPS 时，我们可以使用一些技术让客户端和服务端使用上一次 HTTPS 连接使用的会话密钥，直接恢复会话，而不用再重新走完整的 TLS 握手过程。常见的会话重用技术有 Session ID 和 Session Ticket，用了会话重用技术，当再次重连 HTTPS 时，只需要 1 RTT 就可以恢复会话。对于 TLS1.3 使用 Pre-shared Key 会话重用技术，只需要 0 RTT 就可以恢复会话。这些会话重用技术虽然好用，但是存在一定的安全风险，它们不仅不具备前向安全，而且有重放攻击的风险，所以应当对会话密钥设定一个合理的过期时间。
>> HTTP/1.1 报文中 Header 部分存在的问题：含很多固定的字段，比如Cookie、User Agent、Accept 等，这些字段加起来也高达几百字节甚至上千字节，所以有必要压缩；大量的请求和响应的报文里有很多字段值都是重复的，这样会使得大量带宽被这些冗余的数据占用了，所以有必须要避免重复性；字段是 ASCII 编码的，虽然易于人类观察，但效率低，所以有必要改成二进制编码；
>> HTTP/2 没使用常见的 gzip 压缩方式来压缩头部，而是开发了 HPACK 算法，HPACK 算法主要包含三个组成部分：静态字典；动态字典；Huffman 编码（压缩算法）；客户端和服务器两端都会建立和维护「字典」，用长度较小的索引号表示重复的字符串，再用 Huffman 编码压缩数据，可达到 50%~90% 的高压缩率。静态表编码HTTP/2 为高频出现在头部的字符串和字段建立了一张静态表，它是写入到 HTTP/2 框架里的，不会变化的，静态表里共有 61 组，如下图
>> [插图]
>> 根据 RFC7541 规范，如果头部字段属于静态表范围，并且 Value 是变化，那么它的 HTTP/2 头部前 2 位固定为 01，所以整个头部格式如下图：[插图]HTTP/2 头部由于基于二进制编码，就不需要冒号空格和末尾的\r\n作为分隔符，于是改用表示字符串长度（Value Length）来分割 Index 和 Value。
>> 使得动态表生效有一个前提：必须同一个连接上，重复传输完全相同的 HTTP 头部
>> [插图]
>> 帧头（Fream Header）很小，只有 9 个字节，帧开头的前 3 个字节表示帧数据（Fream Playload）的长度。帧长度后面的一个字节是表示帧的类型，HTTP/2 总共定义了 10 种类型的帧，一般分为数据帧和控制帧两类，如下表格：[插图]
>> HTTP/2 实现 100 个并发 Stream 时，只需要建立一次 TCP 连接，而 HTTP/1.1 需要建立 100 个 TCP 连接，每个 TCP 连接都要经过TCP 握手、慢启动以及 TLS 握手过程，这些都是很耗时的。
>> HTTP/2 协议其实还有很多内容，比如流控制、流状态、依赖关系等等。这次主要介绍了关于 HTTP/2 是如何提示性能的几个方向，它相比 HTTP/1 大大提高了传输效率、吞吐能力。第一点，对于常见的 HTTP 头部通过静态表和 Huffman 编码的方式，将体积压缩了近一半，而且针对后续的请求头部，还可以建立动态表，将体积压缩近 90%，大大提高了编码效率，同时节约了带宽资源。不过，动态表并非可以无限增大， 因为动态表是会占用内存的，动态表越大，内存也越大，容易影响服务器总体的并发能力，因此服务器需要限制 HTTP/2 连接时长或者请求次数。第二点，HTTP/2 实现了 Stream 并发，多个 Stream 只需复用 1 个 TCP 连接，节约了 TCP 和 TLS 握手时间，以及减少了 TCP 慢启动阶段对流量的影响。不同的 Stream ID 才可以并发，即时乱序发送帧也没问题，但是同一个 Stream 里的帧必须严格有序。另外，可以根据资源的渲染顺序来设置 Stream 的优先级，从而提高用户体验。第三点，服务器支持主动推送资源，大大提升了消息的传输性能，服务器推送资源时，会先发送 PUSH_PROMISE 帧，告诉客户端接下来在哪个 Stream 发送资源，然后用偶数号 Stream 发送资源给客户端。HTTP/2 通过 Stream 的并发能力，解决了 HTTP/1 队头阻塞的问题，看似很完美了，但是 HTTP/2 还是存在“队头阻塞”的问题，只不过问题不是在 HTTP 这一层面，而是在 TCP 这一层。HTTP/2 是基于 TCP 协议来传输数据的，TCP 是字节流协议，TCP 层必须保证收到的字节数据是完整且连续的，这样内核才会将缓冲区里的数据返回给 HTTP 应用，那么当「前 1 个字节数据」没有到达时，后收到的字节数据只能存放在内核缓冲区里，只有等到这 1 个字节数据到达时，HTTP/2 应用层才能从内核中拿到数据，这就是 HTTP/2 队头阻塞问题。有没有什么解决方案呢？既然是 TCP 协议自身的问题，那干脆放弃 TCP 协议，转而使用 UDP 协议作为传输层协议，这个大胆的决定， HTTP/3 协议做了！
>> [插图]
>> HTTP/2 多个请求是跑在一个 TCP 连接中的，那么当 TCP 丢包时，整个 TCP 都要等待重传，那么就会阻塞该 TCP 连接中的所有请求。
>> QUIC 内部包含了 TLS，它在自己的帧会携带 TLS 里的“记录”，再加上 QUIC 使用的是 TLS1.3，因此仅需 1 个 RTT 就可以「同时」完成建立连接与密钥协商，甚至在第二次连接的时候，应用数据包可以和 QUIC 握手信息（连接信息 + TLS 信息）一起发送，达到 0-RTT 的效果。
>> 动态表是具有时序性的，如果首次出现的请求发生了丢包，后续的收到请求，对方就无法解码出 HPACK 头部，因为对方还没建立好动态表，因此后续的请求解码会阻塞到首次请求中丢失的数据包重传过来。
>> HTTP/2 虽然具有多个流并发传输的能力，但是传输层是 TCP 协议，于是存在以下缺陷：队头阻塞，HTTP/2 多个请求跑在一个 TCP 连接中，如果序列号较低的 TCP 段在网络传输中丢失了，即使序列号较高的 TCP 段已经被接收了，应用层也无法从内核中读取到这部分数据，从 HTTP 视角看，就是多个请求被阻塞了；TCP 和 TLS 握手时延，TCL 三次握手和 TLS 四次握手，共有 3-RTT 的时延；连接迁移需要重新连接，移动设备从 4G 网络环境切换到 WIFI 时，由于 TCP 是基于四元组来确认一条 TCP 连接的，那么网络环境变化后，就会导致 IP 地址或端口变化，于是 TCP 只能断开连接，然后再重新建立连接
>> ，
>> 切换网络环境的成本高；
>> HTTP/3 就将传输层从 TCP 替换成了 UDP，并在 UDP 协议上开发了 QUIC 协议，来保证数据的可靠传输。QUIC 协议的特点：无队头阻塞，QUIC 连接上的多个 Stream 之间并没有依赖，都是独立的，也不会有底层协议限制，某个流发生丢包了，只会影响该流，其他流不受影响；建立连接速度快，因为 QUIC 内部包含 TLS1.3，因此仅需 1 个 RTT 就可以「同时」完成建立连接与 TLS 密钥协商，甚至在第二次连接的时候，应用数据包可以和 QUIC 握手信息（连接信息 + TLS 信息）一起发送，达到 0-RTT 的效果。连接迁移，QUIC 协议没有用四元组
>> 的方式来“绑定”连接，而是通过「连接 ID 」来标记通信的两个端点，客户端和服务器可以各自选择一组 ID 来标记自己，因此即使移动设备的网络变化后，导致 IP 地址变化了，只要仍保有上下文信息（比如连接 ID、TLS 密钥等），就可以“无缝”地复用原连接，消除重连的成本；另外 HTTP/3 的 QPACK 通过两个特殊的单向流来同步双方的动态表，解决了 HTTP/2 的 HPACK 队头阻塞问题。
三、TCP 篇
>> 第三次握手是可以携带数据的，前两次握手是不可以携带数据的
>> 如何在 Linux 系统中查看 TCP 状态？TCP 的连接状态查看，在 Linux 可以通过 netstat -napt 命令查看。[插图]
>> TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因是防止历史连接初始化了连接。
>> TCP 建立连接时，通过三次握手能防止历史连接的建立，能减少双方不必要的资源开销，能帮助双方同步初始化序列号。序列号能够保证数据包不重复、不丢弃和按序传输。不使用「两次握手」和「四次握手」的原因：「两次握手」：无法防止历史连接的建立，会造成双方资源的浪费，也无法可靠的同步双方序列号；「四次握手」：三次握手就已经理论上最少可靠连接建立，所以不需要使用更多的通信次数。为什么客户端和服务端的初始序列号 ISN 是不相同的？如果一个已经失效的连接被重用了，但是该旧连接的历史报文还残留在网络中，如果序列号相同，那么就无法
>> 分辨出该报文是不是历史报文，如果历史报文被新的连接接收了，则会产生数据错乱。所以，每次建立连接前重新初始化一个序列号主要是为了通信双方能够根据序号将不属于本连接的报文段丢弃。另一方面是为了安全性，防止黑客伪造的相同序列号的 TCP 报文被对方接收。
>> 初始序列号 ISN 是如何随机产生的？起始 ISN 是基于时钟的，每 4 毫秒 + 1，转一圈要 4.55 个小时。RFC1948 中提出了一个较好的初始化序列号 ISN 随机生成算法。ISN = M + F (localhost, localport, remotehost, remoteport)M 是一个计时器，这个计时器每隔 4 毫秒加 1。F 是一个 Hash 算法，根据源 IP、目的 IP、源端口、目的端口生成一个随机数值。要保证 Hash 算法不能被外部轻易推算得出，用 MD5 算法是一个比较好的选择。
>> [插图]
>> 为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？MSL 是 Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，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被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个 TTL 字段，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。MSL 与 TTL 的区别： MSL 的单位是时间，而 TTL 是经过路由跳数。所以 MSL 应该要大于等于 TTL 消耗为 0 的时间，以确保报文已被自然消亡。TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比较合理的解释是： 网络中可能存在来自发送方的数据包，当这些发送方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 倍的时间。
>> 为什么需要 TIME_WAIT 状态？ 主动发起关闭连接的一方，才会有 TIME-WAIT 状态。需要 TIME-WAIT 状态，主要是两个原因：防止具有相同「四元组」的「旧」数据包被收到；保证「被动关闭连接」的一方能被正确的关闭，即保证最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭；原因一：防止旧连接的数据包假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，被延迟的数据包抵达后会发生什么呢
>> ？
>> [插图]
>> 经过 2MSL 这个时间，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。
>> 等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。
>> 假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时
>> 间过短，断开连接会造成什么问题呢？[插图]
>> 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 有一个机制是保活机制。这个机制的原理是这样的：定义一个时间段，在这个时间段内，如果没有任何连接相关的活动，TCP 保活机制会开始作用，每隔一个时间间隔，发送一个探测报文，该探测报文包含的数据非常少，如果连续几个探测报文都没有得到响应，则认为当前的 TCP 连接已经死亡，系统内核将错误信息通知给上层应用程序。
>> 如果一个大的 TCP 报文是被 MTU 分片，那么只有「第一个分片」才具有 TCP 头部，后面的分片则没有 TCP 头部，接收方 IP 层只有重组了这些分片，才会认为是一个 TCP 报文，那么丢失了其中一个分片，接收方 IP 层就不会把 TCP 报文丢给 TCP 层，那么就会等待对方超时重传这一整个 TCP 报文。如果一个大的 TCP 报文被 MSS 分片，那么所有「分片都具有 TCP 头部」，因为每个 MSS 分片的是具有 TCP 头部的TCP报文，那么其中一个 MSS 分片丢失，就只需要重传这一个分片就可以。
>> 实际上「报文往返 RTT 的值」是经常变化的，因为我们的网络也是时常变化的。也就因为「报文往返 RTT 的值」 是经常波动变化的，所以「超时重传时间 RTO 的值」应该是一个动态变化的值。
>> 每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的两倍。两次超时，就说明网络环境差，不宜频繁反复发送。
>> [插图]
>> ，窗口大小就是指无需等待确认应答，而可以继续发送数据的最大值
>> 接收窗口和发送窗口的大小是相等的吗？
并不是完全相等，接收窗口的大小是约等于发送窗口的大小的。
因为滑动窗口并不是一成不变的。比如，当接收方的应用进程读取数据的速度非常快的话，这样的话接收窗口可以很快的就空缺出来。那么新的接收窗口大小，是通过 TCP 报文中的 Windows 字段来告诉发送方。那么这个传输过程是存在时延的，所以接收窗口和发送窗口是约等于的关系。
流量控制
发送方不能无脑的发数据给接收方，要考虑接收方处理能力。
如果一直无脑的发数据给对方，但对方处理不过来，那么就会导致触发重发机制，从而导致网络流量的无端的浪费。
为了解决这种现象发生，TCP 提供一种机制可以让「发送方」根据「接收方」的实际接收能力控制发送的数据量，这就是所谓的流量控制。
>> 直到工作后，认识了两大分析网络的利器：tcpdump 和 Wireshark，这两大利器把我们“看不见”的数据包，呈现在我们眼前，一目了然。
唉，当初大学学习计网的时候，要是能知道这两个工具，就不会学的一脸懵逼。
tcpdump 和 Wireshark 有什么区别？
tcpdump 和 Wireshark 就是最常用的网络抓包和分析工具，更是分析网络性能必不可少的利器。
tcpdump 仅支持命令行格式使用，常用在 Linux 服务器中抓取和分析网络包。
Wireshark 除了可以抓包外，还提供了可视化分析网络包的图形页面。
所以，这两者实际上是搭配使用的，先用 tcpdump 命令在 Linux 服务器上抓包，接着把抓包的文件拖出到 Windows 电脑后，用 Wireshark 可视化分析。
>> [插图]
四、IP 篇
>> 环回地址是在同一台计算机上的程序之间进行网络通信时所使用的一个默认地址。计算机使用一个特殊的 IP 地址 127.0.0.1 作为环回地址。与该地址具有相同意义的是一个叫做 localhost 的主机名。使用这个 IP 或主机名时，数据包不会流向网络。
>> 域名解析的工作流程浏览器首先看一下自己的缓存里有没有，如果没有就向操作系统的缓存要，还没有就检查本机域名解析文件 hosts，如果还是没有，就会 DNS 服务器进行查询，查询的过程如下：客户端首先会发出一个 DNS 请求，问 www.server.com 的 IP 是啥，并发给本地 DNS 服务器（也就是客户端的 TCP/IP 设置中填写的 DNS 服务器地址）。
>> 本地域名服务器收到客户端的请求后，如果缓存里的表格能找到 www.server.com，则它直接返回 IP 地址。如果没有，本地 DNS 会去问它的根域名服务器：“老大， 能告诉我 www.server.com 的 IP 地址吗？” 根域名服务器是最高层次的，它不直接用于域名解析，但能指明一条道路。
>> 根 DNS 收到来自本地 DNS 的请求后，发现后置是 .com，说：“www.server.com 这个域名归 .com 区域管理”，我给你 .com 顶级域名服务器地址给你，你去问问它吧。”本地 DNS 收到顶级域名服务器的地址后，发起请求问“老二， 你能告诉我 www.server.com 的 IP 地址吗？”顶级域名服务器说：“我给你负责 www.server.com 区域的权威 DNS 服务器的地址，你去问它应该能问到”。
>> 本地 DNS 于是转向问权威 DNS 服务器：“老三，www.server.com对应的IP是啥呀？” server.com 的权威 DNS 服务器，它是域名解析结果的原出处。为啥叫权威呢？就是我的域名我做主。
>> 权威 DNS 服务器查询后将对应的 IP 地址 X.X.X.X 告诉本地 DNS。本地 DNS 再将 IP 地址返回客户端，客户端和目标建立连接。至此，我们完成了 DNS 的解析过程。现在总结一下，整个过程我画成了一个图。[插图]
>> [插图]
>> 主机会通过广播发送 ARP 请求，这个包中包含了想要知道的 MAC 地址的主机 IP 地址。当同个链路中的所有设备收到 ARP 请求时，会去拆开 ARP 请求包里的内容，如果 ARP 请求包中的目标 IP 地址与自己的 IP 地址一致，那么这个设备就将自己的 MAC 地址塞入 ARP 响应包返回给主机。
>> 操作系统通常会把第一次通过 ARP 获取的 MAC 地址缓存起来，以便下次直接从缓存中找到对应 IP 地址的 MAC 地址。不过，MAC 地址的缓存是有一定期限的，超过这个期限，缓存的内容将被清除。
>> [插图]
>> ICMP 主要的功能包括：确认 IP 包是否成功送达目标地址、报告发送过程中 IP 包被废弃的原因和改善网络设置等。
>> [插图]
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