【职造便利店】网络面试宝典

物理层

数据链路层

网络层

传输层

会话层

表示层

应用层

OSI 参考模型

网络接口层2

网际层(IPV4/IPV6)

传输层(TCP/UDP)

应用层3

TCP/IP 协议栈

网络模型

客户端的协议栈向服务器端发送了 SYN 包，并告诉服务器端当前发送序列号 j，客户端进入 SYNC_SENT 状态

服务器端的协议栈收到这个包之后，和客户端进行 ACK 应答，应答的值为 j+1，表示对 SYN 包 j 的确认，同时服务器也发送一个 SYN 包，告诉客户端当前我的发送序列号为 k，服务器端进入 SYNC_RCVD 状态

客户端协议栈收到 ACK 之后，使得应用程序从 connect 调用返回，表示客户端到服务器端的单向连接建立成功，客户端的状态为 ESTABLISHED，同时客户端协议栈也会对服务器端的 SYN 包进行应答，应答数据为 k+1

应答包到达服务器端后，服务器端协议栈使得 accept 阻塞调用返回，这个时候服务器端到客户端的单向连接也建立成功，服务器端也进入 ESTABLISHED 状态

三次握手

TCP 连接终止时，主机 1 先发送 FIN 报文

主机 2 进入 CLOSE_WAIT 状态，并发送一个 ACK 应答，同时，主机 2 通过 read 调用获得 EOF

并将此结果通知应用程序进行主动关闭操作，发送 FIN 报文，进入 LAST_ACK 状态

主机 1 在接收到 FIN 报文后发送 ACK 应答，此时主机 1 进入 TIME_WAIT 状态

而接收到 ACK 的被动关闭方则进入 CLOSED 状态

经过 2MSL 时间之后，主动关闭方也进入 CLOSED 状态

四次挥手

TCP

UDP

UDP 是一种“数据报”协议，而 TCP 是一种面向连接的“数据流”协议

TCP 是一个面向连接的协议，TCP 在 IP 报文的基础上，增加了诸如重传、确认、有序传输、拥塞控制等能力，通信的双方是在一个确定的上下文中工作的。

而 UDP 则不同，UDP 没有这样一个确定的上下文，它是一个不可靠的通信协议，没有重传和确认，没有有序控制，也没有拥塞控制。我们可以简单地理解为，在 IP 报文的基础上，UDP 增加的能力有限。

UDP 不保证报文的有效传递，不保证报文的有序，也就是说使用 UDP 的时候，我们需要做好丢包、重传、报文组装等工作。

TCP/UDP 区别

应用服务需要通过发起 TCP 连接对外提供服务。每个连接会占用一个本地端口，当在高并发的情况下，TIME_WAIT 状态的连接过多，多到把本机可用的端口耗尽，应用服务对外表现的症状，就是不能正常工作了。

只有发起连接终止的一方会进入 TIME_WAIT 状态

主机 1 在 TIME_WAIT 停留持续时间是固定的，是最长分节生命期 MSL（maximum segment lifetime）的两倍，一般称之为 2MSL。

首先，这样做是为了确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。

TCP 在设计的时候，做了充分的容错性设计，比如，TCP 假设报文会出错，需要重传。在这里，如果图中主机 1 的 ACK 报文没有传输成功，那么主机 2 就会重新发送 FIN 报文。

如果主机 1 没有维护 TIME_WAIT 状态，而直接进入 CLOSED 状态，它就失去了当前状态的上下文，只能回复一个 RST 操作，从而导致被动关闭方出现错误。

现在主机 1 知道自己处于 TIME_WAIT 的状态，就可以在接收到 FIN 报文之后，重新发出一个 ACK 报文，使得主机 2 可以进入正常的 CLOSED 状态。

为什么不直接进入 CLOSED 状态，而要停留在 TIME_WAIT 这个状态

最长分节生命期 MSL（maximum segment lifetime）

2MSL 的时间是从主机 1 接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的；

如果在 TIME_WAIT 时间内，因为主机 1 的 ACK 没有传输到主机 2，主机 1 又接收到了主机 2 重发的 FIN 报文，那么 2MSL 时间将重新计时。

因为 2MSL 的时间，目的是为了让旧连接的所有报文都能自然消亡，现在主机 1 重新发送了 ACK 报文，自然需要重新计时，以便防止这个 ACK 报文对新可能的连接化身造成干扰。

2MSL

第一是内存资源占用，这个目前看来不是太严重，基本可以忽略。

第二是对端口资源的占用，一个 TCP 连接至少消耗一个本地端口。

危害

net.ipv4.tcp_max_tw_buckets 系统值调小，过于暴力，治标不治本。

调低 TCP_TIMEWAIT_LEN，重新编译系统

如果l_onoff为 0，那么关闭本选项。l_linger的值被忽略，这对应了默认行为，close 或 shutdown 立即返回。如果在套接字发送缓冲区中有数据残留，系统会将试着把这些数据发送出去。

如果l_onoff为非 0， 且l_linger值也为 0，那么调用 close 后，会立该发送一个 RST 标志给对端，该 TCP 连接将跳过四次挥手，也就跳过了 TIME_WAIT 状态，直接关闭。这种关闭的方式称为“强行关闭”。 在这种情况下，排队数据不会被发送，被动关闭方也不知道对端已经彻底断开。只有当被动关闭方正阻塞在recv()调用上时，接受到 RST 时，会立刻得到一个“connet reset by peer”的异常。

SO_LINGER 的设置

只适用于连接发起方（C/S 模型中的客户端）；

以复用处于 TIME_WAIT 的套接字为新的连接所用。

net.ipv4.tcp_tw_reuse：更安全的设置

优化

TIME_WAIT

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。

Keep-Alive

就是在任何一路 I/O 有“事件”发生的情况下，通知应用程序去处理相应的 I/O 事件，这样我们的程序就变成了“多面手”，在同一时刻仿佛可以处理多个 I/O 事件

使用 select 函数，通知内核挂起进程，当一个或多个 I/O 事件发生后，控制权返还给应用程序，由应用程序进行 I/O 事件的处理。

1024（012被占用），最高设置 65535

ulimit -n

select

和 select 相比，它和内核交互的数据结构有所变化，另外，也突破了文件描述符的个数限制

和 select 非常不同的地方在于，poll 每次检测之后的结果不会修改原来的传入值，而是将结果保留在 revents 字段中，这样就不需要每次检测完都得重置待检测的描述字和感兴趣的事件。

和 select 函数对比一下，我们发现 poll 函数和 select 不一样的地方就是，在 select 里面，文件描述符的个数已经随着 fd_set 的实现而固定，没有办法对此进行配置；而在 poll 函数里，我们可以控制 pollfd 结构的数组大小，这意味着我们可以突破原来 select 函数最大描述符的限制，在这种情况下，应用程序调用者需要分配 pollfd 数组并通知 poll 函数该数组的大小。

poll

epoll 可以说是和 poll 非常相似的一种 I/O 多路复用技术，有些朋友将 epoll 归为异步 I/O，我觉得这是不正确的。本质上 epoll 还是一种 I/O 多路复用技术， epoll 通过监控注册的多个描述字，来进行 I/O 事件的分发处理。不同于 poll 的是，epoll 不仅提供了默认的 level-triggered（条件触发）机制，还提供了性能更为强劲的 edge-triggered（边缘触发）机制。至于这两种机制的区别，我会在后面详细展开。

epoll

如何在一台物理机上同时服务 10000 个用户？这里 C 表示并发，10K 等于 10000。

文件句柄

系统内存

网络带宽

异步 I/O+ 多线程

C10K

I/O 多路复用

网络