1. IP协议
IP协议的作用
网络层的主要作用是：实现主机与主机之间的通信，也叫点对点（end to end）通信。
IP协议的作用主要是在相互连接的网络之间传递IP数据包，主要功能有两方面，分别是寻址与路由和分段与重组，而在IP协议当中，最重要的就是TTL（IP允许通过的最大网段数量）字段（八位），规定该数据包能穿过几个路由之后才会被抛弃。
IPV4和IPV6
IPv4 的地址是 32 位的，大约可以提供 42 亿个地址，但是早在 2011 年 IPv4 地址就已经被分配完了。
IPv6 不仅仅只是可分配的地址变多了，它还有非常多的亮点。
IPv6 可自动配置，即使没有 DHCP 服务器也可以实现自动分配IP地址，真是便捷到即插即用啊。
IPv6 包头包首部长度采用固定的值 40 字节，去掉了包头校验和，简化了首部结构，减轻了路由器负荷，大大提高了传输的性能。
IPv6 有应对伪造 IP 地址的网络安全功能以及防止线路窃听的功能，大大提升了安全性。
IPv6 地址的结构
IPv6 类似 IPv4，也是通过 IP 地址的前几位标识 IP 地址的种类。
IPv6 的地址主要有以下类型地址：
单播地址，用于一对一的通信
组播地址，用于一对多的通信
任播地址，用于通信最近的节点，最近的节点是由路由协议决定
没有广播地址
IPv6 单播地址类型
对于一对一通信的 IPv6 地址，主要划分了三类单播地址，每类地址的有效范围都不同。
在同一链路单播通信，不经过路由器，可以使用链路本地单播地址，IPv4 没有此类型
在内网里单播通信，可以使用唯一本地地址，相当于 IPv4 的私有 IP
在互联网通信，可以使用全局单播地址，相当于 IPv4 的公有 IP
IPv6 相比 IPv4 的首部改进：
取消了首部校验和字段。 因为在数据链路层和传输层都会校验，因此 IPv6 直接取消了 IP 的校验。
取消了分片/重新组装相关字段。 分片与重组是耗时的过程，IPv6 不允许在中间路由器进行分片与重组，这种操作只能在源与目标主机，这将大大提高了路由器转发的速度。
取消选项字段。 选项字段不再是标准 IP 首部的一部分了，但它并没有消失，而是可能出现在 IPv6 首部中的「下一个首部」指出的位置上。删除该选项字段使的 IPv6 的首部成为固定长度的 40 字节。
IPV4 地址不够如何解决
目前主要有以下两种方式：
1、其实我们平时上网，电脑的 IP 地址都是属于私有地址，我无法出网关，我们的数据都是通过网关来中转的，这个其实 NAT 协议，可以用来暂缓 IPV4 地址不够。
2、IPv6 ：作为接替 IPv4 的下一代互联网协议，其可以实现 2 的 128 次方个地址，这个数量级，即使给地球上每一颗沙子都分配一个IP地址，该协议能从根本上解决 IPv4 地址不够用的问题。
IP地址和MAC地址有什么区别？各自的用处？
简单着说，IP 地址主要用来网络寻址用的，就是大致定位你在哪里，而 MAC 地址，则是身份的唯一象征，通过 MAC 来唯一确认这人是不是就是你，MAC 地址不具备寻址的功能。
网络层常见协议
什么是DNS和工作原理
DNS（Domain Name System，域名系统），因特网上作为域名和IP地址相互映射的一个分布式数据库，能够使用户更方便的访问互联网，而不用去记住能够被机器直接读取的IP数串。
通过主机名，最终得到该主机名对应的IP地址的过程叫做域名解析（或主机名解析）。
工作原理
将主机域名转换为ip地址，属于应用层协议，使用UDP传输。
过程： 总结： 浏览器缓存，系统缓存，路由器缓存，IPS服务器缓存，根域名服务器缓存，顶级域名服务器缓存，主域名服务器缓存。 一、主机向本地域名服务器的查询一般都是采用递归查询。 二、本地域名服务器向根域名服务器的查询的迭代查询。
当用户输入域名时，浏览器先检查自己的缓存中是否包含这个域名映射的ip地址，有解析结束。 2）若没命中，则检查操作系统缓存（如Windows的hosts）中有没有解析过的结果，有解析结束。 3）若无命中，则请求本地域名服务器解析（LDNS）。 4）若LDNS没有命中就直接跳到根域名服务器请求解析。根域名服务器返回给LDNS一个 主域名服务器地址。 5）此时LDNS再发送请求给上一步返回的gTLD（ 通用顶级域）， 接受请求的gTLD查找并返回这个域名对应的Name Server的地址 6）Name Server根据映射关系表找到目标ip，返回给LDNS
LDNS缓存这个域名和对应的ip， 把解析的结果返回给用户，用户根据TTL值缓存到本地系统缓存中，域名解析过程至此结束
DNS负载均衡是什么策略
当一个网站有足够多的用户的时候，假如每次请求的资源都位于同一台机器上面，那么这台机器随时可能会崩掉。处理办法就是用DNS负载均衡技术，它的原理是在DNS服务器中为同一个主机名配置多个IP地址,在应答DNS查询时,DNS服务器对每个查询将以DNS文件中主机记录的IP地址按顺序返回不同的解析结果,将客户端的访问引导到不同的机器上去,使得不同的客户端访问不同的服务器,从而达到负载均衡的目的｡例如可以根据每台机器的负载量，该机器离用户地理位置的距离等等。
数据链路层常见协议
ARP和RARP协议
RARP
概括： 反向地址转换协议，网络层协议，RARP与ARP工作方式相反。 RARP使只知道自己硬件地址的主机能够知道其IP地址。RARP发出要反向解释的物理地址并希望返回其IP地址，应答包括能够提供所需信息的RARP服务器发出的IP地址。
原理： (1)网络上的每台设备都会有一个独一无二的硬件地址，通常是由设备厂商分配的MAC地址。主机从网卡上读取MAC地址，然后在网络上发送一个RARP请求的广播数据包，请求RARP服务器回复该主机的IP地址。
(2)RARP服务器收到了RARP请求数据包，为其分配IP地址，并将RARP回应发送给主机。
(3)PC1收到RARP回应后，就使用得到的IP地址进行通讯。
ARP
网络层的 ARP 协议完成了 IP 地址与物理地址的映射。首先，每台主机都会在自己的 ARP 缓冲区中建立一个 ARP 列表，以表示 IP 地址和 MAC 地址的对应关系。当源主机需要将一个数据包要发送到目的主机时，会首先检查自己 ARP 列表中是否存在该 IP 地址对应的 MAC 地址：如果有，就直接将数据包发送到这个 MAC 地址；如果没有，就向本地网段发起一个 ARP 请求的广播包，查询此目的主机对应的 MAC 地址。
此 ARP 请求数据包里包括源主机的 IP 地址、硬件地址、以及目的主机的 IP 地址。网络中所有的主机收到这个 ARP 请求后，会检查数据包中的目的 IP 是否和自己的 IP 地址一致。如果不相同就忽略此数据包；如果相同，该主机首先将发送端的 MAC 地址和 IP 地址添加到自己的 ARP 列表中，如果 ARP 表中已经存在该 IP 的信息，则将其覆盖，然后给源主机发送一个 ARP 响应数据包，告诉对方自己是它需要查找的 MAC 地址；源主机收到这个 ARP 响应数据包后，将得到的目的主机的 IP 地址和 MAC 地址添加到自己的 ARP 列表中，并利用此信息开始数据的传输。如果源主机一直没有收到 ARP 响应数据包，表示 ARP 查询失败
DHCP/NAT协议
DHCP
DHCP 在生活中我们是很常见的了，我们的电脑通常都是通过 DHCP 动态获取 IP 地址，大大省去了配 IP 信息繁琐的过程。
DHCP 客户端进程监听的是 68 端口号，DHCP 服务端进程监听的是 67 端口号。
这 4 个步骤：
客户端首先发起 DHCP 发现报文（DHCP DISCOVER） 的 IP 数据报，由于客户端没有 IP 地址，也不知道 DHCP 服务器的地址，所以使用的是 UDP 广播通信，其使用的广播目的地址是 255.255.255.255（端口 67） 并且使用 0.0.0.0（端口 68） 作为源 IP 地址。DHCP 客户端将该 IP 数据报传递给链路层，链路层然后将帧广播到所有的网络中设备。
DHCP 服务器收到 DHCP 发现报文时，用 DHCP 提供报文（DHCP OFFER） 向客户端做出响应。该报文仍然使用 IP 广播地址 255.255.255.255，该报文信息携带服务器提供可租约的 IP 地址、子网掩码、默认网关、DNS 服务器以及 IP 地址租用期。
客户端收到一个或多个服务器的 DHCP 提供报文后，从中选择一个服务器，并向选中的服务器发送 DHCP 请求报文（DHCP REQUEST进行响应，回显配置的参数。
最后，服务端用 DHCP ACK 报文对 DHCP 请求报文进行响应，应答所要求的参数。
一旦客户端收到 DHCP ACK 后，交互便完成了，并且客户端能够在租用期内使用 DHCP 服务器分配的 IP 地址。
DHCP 交互中，全程都是使用 UDP 广播通信。
NAT
网络地址转换 NAT 的，缓解了 IPv4 地址耗尽的问题。简单的来说 NAT 就是同个公司、家庭、教室内的主机对外部通信时，把私有 IP 地址转换成公有 IP 地址。
由于 NAT/NAPT 都依赖于自己的转换表，因此会有以下的问题：
外部无法主动与 NAT 内部服务器建立连接，因为 NAPT 转换表没有转换记录。
转换表的生成与转换操作都会产生性能开销。
通信过程中，如果 NAT 路由器重启了，所有的 TCP 连接都将被重置。
如何解决 NAT 潜在的问题呢？
解决的方法主要有两种方法。
第一种就是改用 IPv6、第二种 NAT 穿透技术
ICMP/IGMP协议
ICMP
ICMP 全称是 Internet Control Message Protocol，也就是互联网控制报文协议。
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。
在 IP 通信中如果某个 IP 包因为某种原因未能达到目标地址，那么这个具体的原因将由 ICMP 负责通知。
ICMP 大致可以分为两大类：
一类是用于诊断的查询消息，也就是「查询报文类型」
另一类是通知出错原因的错误消息，也就是「差错报文类型」
IGMP
我们知道了组播地址，也就是 D 类地址，既然是组播，那就说明是只有一组的主机能收到数据包，不在一组的主机不能收到数组包，怎么管理是否是在一组呢？那么，就需要 IGMP 协议了。
IGMP 是因特网组管理协议，工作在主机（组播成员）和最后一跳路由之间
IGMP 报文向路由器申请加入和退出组播组，默认情况下路由器是不会转发组播包到连接中的主机，除非主机通过 IGMP 加入到组播组，主机申请加入到组播组时，路由器就会记录 IGMP 路由器表，路由器后续就会转发组播包到对应的主机了。
IGMP 报文采用 IP 封装，IP 头部的协议号为 2，而且 TTL 字段值通常为 1，因为 IGMP 是工作在主机与连接的路由器之间。
常规查询与响应工作机制
路由器会周期性发送目的地址为 224.0.0.1（表示同一网段内所有主机和路由器） IGMP 常规查询报文。
主机1 和 主机 3 收到这个查询，随后会启动「报告延迟计时器」，计时器的时间是随机的，通常是 0~10 秒，计时器超时后主机就会发送 IGMP 成员关系报告报文（源 IP 地址为自己主机的 IP 地址，目的 IP 地址为组播地址）。如果在定时器超时之前，收到同一个组内的其他主机发送的成员关系报告报文，则自己不再发送，这样可以减少网络中多余的 IGMP 报文数量。
路由器收到主机的成员关系报文后，就会在 IGMP 路由表中加入该组播组，后续网络中一旦该组播地址的数据到达路由器，它会把数据包转发出去。
离开组播组工作机制
离开组播组的情况一，网段中仍有该组播组：
主机 1 要离开组 224.1.1.1，发送 IGMPv2 离组报文，报文的目的地址是 224.0.0.2（表示发向网段内的所有路由器）
路由器 收到该报文后，以 1 秒为间隔连续发送 IGMP 特定组查询报文（共计发送 2 个），以便确认该网络是否还有 224.1.1.1 组的其他成员。
主机 3 仍然是组 224.1.1.1 的成员，因此它立即响应这个特定组查询。路由器知道该网络中仍然存在该组播组的成员，于是继续向该网络转发 224.1.1.1 的组播数据包。
离开组播组的情况一，网段中仍有该组播组：
主机 1 要离开组播组 224.1.1.1，发送 IGMP 离组报文。
路由器收到该报文后，以 1 秒为间隔连续发送 IGMP 特定组查询报文（共计发送 2 个）。此时在该网段内，组 224.1.1.1 已经没有其他成员了，因此没有主机响应这个查询。
一定时间后，路由器认为该网段中已经没有 224.1.1.1 组播组成员了，将不会再向这个网段转发该组播地址的数据包。
ICMP 有哪些应用
ICMP 主要有两个应用，一个是 Ping，一个是 Traceroute。
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。
2. 计网知识点
- 应用层常见协议知道多少
常见的HTTP状态码有哪些
1xx 信息
100 Continue ：表明到目前为止都很正常，客户端可以继续发送请求或者忽略这个响应。
2xx 成功
200 OK
204 No Content ：请求已经成功处理，但是返回的响应报文不包含实体的主体部分。一般在只需要从客户端往服务器发送信息，而不需要返回数据时使用。
206 Partial Content ：表示客户端进行了范围请求，响应报文包含由 Content-Range 指定范围的实体内容。
3xx 重定向
301 Moved Permanently ：永久性重定向
302 Found ：临时性重定向
303 See Other ：和 302 有着相同的功能，但是 303 明确要求客户端应该采用 GET 方法获取资源。
304 Not Modified ：如果请求报文首部包含一些条件，例如：If-Match，If-Modified-Since，If-None-Match，If-Range，If-Unmodified-Since，如果不满足条件，则服务器会返回 304 状态码。
307 Temporary Redirect ：临时重定向，与 302 的含义类似，但是 307 要求浏览器不会把重定向请求的 POST 方法改成 GET 方法。
4xx 客户端错误
400 Bad Request ：请求报文中存在语法错误。
401 Unauthorized ：该状态码表示发送的请求需要有认证信息（BASIC 认证、DIGEST 认证）。如果之前已进行过一次请求，则表示用户认证失败。
403 Forbidden ：请求被拒绝。
404 Not Found
5xx 服务器错误
500 Internal Server Error ：服务器正在执行请求时发生错误。
503 Service Unavailable ：服务器暂时处于超负载或正在进行停机维护，现在无法处理请求。
OSI的七层模型和功能
简要概括
物理层：底层数据传输，如网线；网卡标准。
数据链路层：定义数据的基本格式，如何传输，如何标识；如网卡MAC地址。
网络层：定义IP编址，定义路由功能；如不同设备的数据转发。
传输层：端到端传输数据的基本功能；如 TCP、UDP。
会话层：控制应用程序之间会话能力；如不同软件数据分发给不同软件。
表示层：数据格式标识，基本压缩加密功能。
应用层：各种应用软件，包括 Web 应用。
说明
在四层，既传输层数据被称作段（Segments）；
三层网络层数据被称做包（Packages）；
二层数据链路层时数据被称为帧（Frames）；
一层物理层时数据被称为比特流（Bits）。
总结
网络七层模型是一个标准，而非实现。
网络四层模型是一个实现的应用模型。
网络四层模型由七层模型简化合并而来。
网络五层模型，每一层的职责
物理层
一台计算机与另一台计算机要进行通信，第一件要做的事是什么？当然是要把这台计算机与另外的其他计算机连起来啊，这样，我们才能把数据传输过去。例如可以通过光纤啊，电缆啊，双绞线啊等介质把他们连接起来，然后才能进行通信。
物理层负责把两台计算机连起来，然后在计算机之间通过高低电频来传送0,1这样的电信号。
数据链路层
物理层它只是单纯着负责把计算机连接起来，并且在计算机之间传输0，1这样的电信号。如果这些0，1组合的传送毫无规则的话，计算机是解读不了的。
因此，我们需要制定一套规则来进行0，1的传送。例如多少个电信号为一组啊，每一组信号应该如何标识才能让计算机读懂啊等等。
于是，有了以太网协议。
1. 以太网协议
以太网协议规定，一组电信号构成一个数据包，我们把这个数据包称之为帧。每一个桢由标头(Head)和数据(Data)两部分组成。
帧的大小一般为 64 – 1518 个字节。假如需要传送的数据很大的话，就分成多个桢来进行传送。
对于表头和数据这两个部分，他们存放的都是一些什么数据呢？我猜你眯着眼睛都能想到他们应该放什么数据。 毫无疑问，我们至少得知道这个桢是谁发送，发送给谁的等这些信息吧？所以标头部分主要是一些说明数据，例如发送者，接收者等信息。而数据部分则是这个数据包具体的，想给接守者的内容。
把一台计算的的数据通过物理层和链路层发送给另一台计算机，究竟是谁发给谁的，计算机与计算机之间如何区分，，你总得给他们一个唯一的标识吧？
于是，MAC 地址出现了。
2. MAC 地址
连入网络的每一个计算机都会有网卡接口，每一个网卡都会有一个唯一的地址，这个地址就叫做 MAC 地址。计算机之间的数据传送，就是通过 MAC 地址来唯一寻找、传送的。
MAC地址 由 48 个二进制位所构成，在网卡生产时就被唯一标识了。
3. 广播与ARP协议
(1). 广播
如图，假如计算机 A 知道了计算机 B 的 MAC 地址，然后计算机 A 想要给计算机 B 传送数据，虽然计算机 A 知道了计算机 B 的 MAC 地址，可是它要怎么给它传送数据呢？计算机 A 不仅连着计算机 B，而且计算机 A 也还连着其他的计算机。 虽然计算机 A 知道计算机 B 的 MAC 地址，可是计算机 A 却不知道知道计算机 B 是分布在哪边路线上，为了解决这个问题，于是，有了广播的出现。
在同一个子网中，计算机 A 要向计算机 B 发送一个数据包，这个数据包会包含接收者的 MAC 地址。当发送时，计算机 A 是通过广播的方式发送的，这时同一个子网中的计算机 C, D 也会收到这个数据包的，然后收到这个数据包的计算机，会把数据包的 MAC 地址取出来，与自身的 MAC 地址对比，如果两者相同，则接受这个数据包，否则就丢弃这个数据包。这种发送方式我们称之为广播,就像我们平时在广场上通过广播的形式呼叫某个人一样，如果这个名字是你，你就理会一下，如果不是你，你就当作听不见。
(2). ARP 协议。
那么问题来了，计算机 A 是如何知道计算机 B 的 MAC 地址的呢？这个时候就得由 ARP 协议这个家伙来解决了，不过 ARP 协议会涉及到IP地址，我们下面才会扯到IP地址。因此我们先放着，就当作是有这么一个 ARP 协议，通过它我们可以知道子网中其他计算机的 MAC 地址。
3. 网络层
上面我们有说到子网这个关键词，实际上我们所处的网络，是由无数个子网络构成的。广播的时候，也只有同一个子网里面的计算机能够收到。
假如没有子网这种划分的话，计算机 A 通过广播的方式发一个数据包给计算机 B , 其他所有计算机也都能收到这个数据包，然后进行对比再舍弃。世界上有那么多它计算机，每一台计算机都能收到其他所有计算机的数据包，那就不得了了。那还不得奔溃。 因此产生了子网这么一个东西。
那么问题来了，我们如何区分哪些 MAC 地址是属于同一个子网的呢？假如是同一个子网，那我们就用广播的形式把数据传送给对方，如果不是同一个子网的，我们就会把数据发给网关，让网关进行转发。
为了解决这个问题，于是，有了 IP 协议。
1. IP协议
IP协议，它所定义的地址，我们称之为IP地址。IP协议有两种版本，一种是 IPv4,另一种是 IPv6。不过我们目前大多数用的还是 IPv4，我们现在也只讨论 IPv4 这个版本的协议。
这个 IP 地址由 32 位的二进制数组成，我们一般把它分成4段的十进制表示，地址范围为0.0.0.0~255.255.255.255。
每一台想要联网的计算机都会有一个IP地址。这个IP地址被分为两部分，前面一部分代表网络部分，后面一部分代表主机部分。并且网络部分和主机部分所占用的二进制位数是不固定的。
可是问题来了，你怎么知道网络部分是占几位，主机部分又是占几位呢？也就是说，单单从两台计算机的IP地址，我们是无法判断他们的是否处于同一个子网中的。
这就引申出了另一个关键词————子网掩码。子网掩码和IP地址一样也是 32 位二进制数，不过它的网络部分规定全部为 1，主机部分规定全部为 0.也就是说，假如上面那两个IP地址的网络部分为 24 位，主机部分为 8 位的话，那他们的子网掩码都为 11111111.11111111.11111111.00000000，即255.255.255.0。
那有了子网掩码，如何来判端IP地址是否处于同一个子网中呢。显然，知道了子网掩码，相当于我们知道了网络部分是几位，主机部分是几位。我们只需要把 IP 地址与它的子网掩码做与(and)运算，然后把各自的结果进行比较就行了，如果比较的结果相同，则代表是同一个子网，否则不是同一个子网。
2. ARP协议
有了上面IP协议的知识，我们回来讲一下ARP协议。
有了两台计算机的IP地址与子网掩码，我们就可以判断出它们是否处于同一个子网之中了。
假如他们处于同一个子网之中，计算机A要给计算机B发送数据时。我们可以通过ARP协议来得到计算机B的MAC地址。
ARP协议也是通过广播的形式给同一个子网中的每台电脑发送一个数据包(当然，这个数据包会包含接收方的IP地址)。对方收到这个数据包之后，会取出IP地址与自身的对比，如果相同，则把自己的MAC地址回复给对方，否则就丢弃这个数据包。这样，计算机A就能知道计算机B的MAC地址了。
可能有人会问，知道了MAC地址之后，发送数据是通过广播的形式发送，询问对方的MAC地址也是通过广播的形式来发送，那其他计算机怎么知道你是要传送数据还是要询问MAC地址呢？其实在询问MAC地址的数据包中，在对方的MAC地址这一栏中，填的是一个特殊的MAC地址，其他计算机看到这个特殊的MAC地址之后，就能知道广播想干嘛了。
假如两台计算机的IP不是处于同一个子网之中，这个时候，我们就会把数据包发送给网关，然后让网关让我们进行转发传送
3. DNS服务器
这里再说一个问题，我们是如何知道对方计算机的IP地址的呢？这个问题可能有人会觉得很白痴，心想，当然是计算机的操作者来进行输入了。这没错，当我们想要访问某个网站的时候，我们可以输入IP来进行访问，但是我相信绝大多数人是输入一个网址域名的，例如访问百度是输入 www.baidu.com 这个域名。其实当我们输入这个域名时，会有一个叫做DNS服务器的家伙来帮我们解析这个域名，然后返回这个域名对应的IP给我们的。
因此，网络层的功能就是让我们在茫茫人海中，能够找到另一台计算机在哪里，是否属于同一个子网等。
4. 传输层
通过物理层、数据链路层以及网络层的互相帮助，我们已经把数据成功从计算机A传送到计算机B了，可是，计算机B里面有各种各样的应用程序，计算机该如何知道这些数据是给谁的呢？
这个时候，**端口(Port)**这个家伙就上场了，也就是说，我们在从计算机A传数据给计算表B的时候，还得指定一个端口，以供特定的应用程序来接受处理。
传输层的功能就是建立端口到端口的通信。相比网络层的功能是建立主机到主机的通信。
也就是说，只有有了IP和端口，我们才能进行准确着通信。这个时候可能有人会说，我输入IP地址的时候并没有指定一个端口啊。其实呢，对于有些传输协议，已经有设定了一些默认端口了。例如http的传输默认端口是80，这些端口信息也会包含在数据包里的。
传输层最常见的两大协议是 TCP 协议和 UDP 协议，其中 TCP 协议与 UDP 最大的不同就是 TCP 提供可靠的传输，而 UDP 提供的是不可靠传输。
5. 应用层
虽然我们收到了传输层传来的数据，可是这些传过来的数据五花八门，有html格式的，有mp4格式的，各种各样。你确定你能看的懂？
因此我们需要指定这些数据的格式规则，收到后才好解读渲染。例如我们最常见的 Http 数据包中，就会指定该数据包是 什么格式的文件了。
一次完整的HTTP请求过程包括哪些内容
第一种回答
建立起客户机和服务器连接。
建立连接后，客户机发送一个请求给服务器。
服务器收到请求给予响应信息。
客户端浏览器将返回的内容解析并呈现，断开连接。
第二种回答
域名解析 --> 发起TCP的3次握手 --> 建立TCP连接后发起http请求 --> 服务器响应http请求，浏览器得到html代码 --> 浏览器解析html代码，并请求html代码中的资源（如js、css、图片等） --> 浏览器对页面进行渲染呈现给用户。
谈谈你对停止等待协议的理解
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。在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。主要包括以下几种情况：无差错情况、出现差错情况（超时重传）、确认丢失和确认迟到。
谈谈你对 ARQ 协议的理解
自动重传请求 ARQ 协议
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。
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。接收方一般采用累计确认，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。
Cookie是什么与用途
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，它会在浏览器之后向同一服务器再次发起请求时被携带上，用于告知服务端两个请求是否来自同一浏览器。由于之后每次请求都会需要携带 Cookie 数据，因此会带来额外的性能开销.。
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）
Session知识总结
Session 存储在服务器端，存储在服务器端的信息更加安全。
Session 可以存储在服务器上的文件、数据库或者内存中。也可以将 Session 存储在 Redis 这种内存型数据库中，效率会更高。
使用 Session 维护用户登录状态的过程如下：
用户进行登录时，用户提交包含用户名和密码的表单，放入 HTTP 请求报文中；
服务器验证该用户名和密码，如果正确则把用户信息存储到 Redis 中，它在 Redis 中的 Key 称为 Session ID；
服务器返回的响应报文的 Set-Cookie 首部字段包含了这个 Session ID，客户端收到响应报文之后将该 Cookie 值存入浏览器中；
客户端之后对同一个服务器进行请求时会包含该 Cookie 值，服务器收到之后提取出 Session ID，从 Redis 中取出用户信息，继续之前的业务操作。
工作原理
session 的工作原理是客户端登录完成之后，服务器会创建对应的 session，session 创建完之后，会把 session 的 id 发送给客户端，客户端再存储到浏览器中。这样客户端每次访问服务器时，都会带着 sessionid，服务器拿到 sessionid 之后，在内存找到与之对应的 session 这样就可以正常工作了。
Cookie与Session的对比
Cookie和Session都是客户端与服务器之间保持状态的解决方案 1，存储的位置不同，cookie：存放在客户端，session：存放在服务端。Session存储的数据比较安全 2，存储的数据类型不同 两者都是key-value的结构，但针对value的类型是有差异的 cookie：value只能是字符串类型，session：value是Object类型 3，存储的数据大小限制不同 cookie：大小受浏览器的限制，很多是是4K的大小， session：理论上受当前内存的限制， 4，生命周期的控制 cookie的生命周期当浏览器关闭的时候，就消亡了 (1)cookie的生命周期是累计的，从创建时，就开始计时，20分钟后，cookie生命周期结束， (2)session的生命周期是间隔的，从创建时，开始计时如在20分钟，没有访问session，那么session生命周期被销毁
使用 Session 的过程是怎样的
过程如下：
用户进行登录时，用户提交包含用户名和密码的表单，放入 HTTP 请求报文中；
服务器验证该用户名和密码，如果正确则把用户信息存储到 Redis 中，它在 Redis 中的 Key 称为 Session ID；
服务器返回的响应报文的 Set-Cookie 首部字段包含了这个 Session ID，客户端收到响应报文之后将该 Cookie 值存入浏览器中；
客户端之后对同一个服务器进行请求时会包含该 Cookie 值，服务器收到之后提取出 Session ID，从 Redis 中取出用户信息，继续之前的业务操作。
注意：Session ID 的安全性问题，不能让它被恶意攻击者轻易获取，那么就不能产生一个容易被猜到的 Session ID 值。此外，还需要经常重新生成 Session ID。在对安全性要求极高的场景下，例如转账等操作，除了使用 Session 管理用户状态之外，还需要对用户进行重新验证，比如重新输入密码，或者使用短信验证码等方式。
保活计时器的作用
除时间等待计时器外，TCP 还有一个保活计时器（keepalive timer）。设想这样的场景：客户已主动与服务器建立了 TCP 连接。但后来客户端的主机突然发生故障。显然，服务器以后就不能再收到客户端发来的数据。应当有措施使服务器不要再白白等待下去。这就需要使用保活计时器了。
服务器每收到一次客户的数据，就重新设置保活计时器，时间的设置通常是两个小时。若两个小时都没有收到客户端的数据，服务端就发送一个探测报文段，以后则每隔 75 秒钟发送一次。若连续发送 10个 探测报文段后仍然无客户端的响应，服务端就认为客户端出了故障，接着就关闭这个连接。
DDos攻击、Sql注入、SYN攻击、XSS攻击、CSRF攻击
DDos攻击
客户端向服务端发送请求链接数据包，服务端向客户端发送确认数据包，客户端不向服务端发送确认数据包，服务器一直等待来自客户端的确认 没有彻底根治的办法，除非不使用TCP DDos 预防： 1）限制同时打开SYN半链接的数目 2）缩短SYN半链接的Time out 时间 3）关闭不必要的服务
SQL注入攻击
攻击者在HTTP请求中注入恶意的SQL代码，服务器使用参数构建数据库SQL命令时，恶意SQL被一起构造，并在数据库中执行。 用户登录，输入用户名 lianggzone，密码 ‘ or ‘1’=’1 ，如果此时使用参数构造的方式，就会出现 select * from user where name = ‘lianggzone’ and password = ‘’ or ‘1’=‘1’ 不管用户名和密码是什么内容，使查询出来的用户列表不为空。如何防范SQL注入攻击使用预编译的PrepareStatement是必须的，但是一般我们会从两个方面同时入手。 Web端 1）有效性检验。 2）限制字符串输入的长度。 服务端 1）不用拼接SQL字符串。 2）使用预编译的PrepareStatement。 3）有效性检验。(为什么服务端还要做有效性检验？第一准则，外部都是不可信的，防止攻击者绕过Web端请求) 4）过滤SQL需要的参数中的特殊字符。比如单引号、双引号。
SYN攻击
服务器端的资源分配是在二次握手时分配的，而客户端的资源是在完成三次握手时分配的，所以服务器容易受到SYN洪泛攻击。SYN攻击就是Client在短时间内伪造大量不存在的IP地址，并向Server不断地发送SYN包，Server则回复确认包，等待Client确认，由于源地址不存在，因此Server需要不断重发直至超时，这些伪造的SYN包将长时间占用未连接队列，导致正常的SYN请求因为队列满而被丢弃，从而引起网络拥塞甚至系统瘫痪。SYN 攻击是一种典型的 DoS/DDoS 攻击。
常见的防御 SYN 攻击的方法有如下几种：
缩短超时（SYN Timeout）时间
增加最大半连接数
过滤网关防护
SYN cookies技术
XSS攻击
跨站点脚本攻击，指攻击者通过篡改网页，嵌入恶意脚本程序，在用户浏览网页时，控制用户浏览器进行恶意操作的一种攻击方式。如何防范XSS攻击 1）前端，服务端，同时需要字符串输入的长度限制。 2）前端，服务端，同时需要对HTML转义处理。将其中的”<”,”>”等特殊字符进行转义编码。 防 XSS 的核心是必须对输入的数据做过滤处理。
CSRF攻击
跨站点请求伪造，指攻击者通过跨站请求，以合法的用户的身份进行非法操作。可以这么理解CSRF攻击：攻击者盗用你的身份，以你的名义向第三方网站发送恶意请求。CRSF能做的事情包括利用你的身份发邮件，发短信，进行交易转账，甚至盗取账号信息
如何防范CSRF攻击
安全框架，例如Spring Security。 token机制。在HTTP请求中进行token验证，如果请求中没有token或者token内容不正确，则认为CSRF攻击而拒绝该请求。 验证码。通常情况下，验证码能够很好的遏制CSRF攻击，但是很多情况下，出于用户体验考虑，验证码只能作为一种辅助手段，而不是最主要的解决方案。 referer识别。在HTTP Header中有一个字段Referer，它记录了HTTP请求的来源地址。如果Referer是其他网站，就有可能是CSRF攻击，则拒绝该请求。但是，服务器并非都能取到Referer。很多用户出于隐私保护的考虑，限制了Referer的发送。在某些情况下，浏览器也不会发送Referer，例如HTTPS跳转到HTTP。 1）验证请求来源地址； 2）关键操作添加验证码； 3）在请求地址添加 token 并验证。
服务器出现大量close_wait的连接的原因是什么？有什么解决方法
close_wait状态是在TCP四次挥手的时候收到FIN但是没有发送自己的FIN时出现的，服务器出现大量close_wait状态的原因有两种：
服务器内部业务处理占用了过多时间，都没能处理完业务；或者还有数据需要发送；或者服务器的业务逻辑有问题，没有执行close()方法
服务器的父进程派生出子进程，子进程继承了socket，收到FIN的时候子进程处理但父进程没有处理该信号，导致socket的引用不为0无法回收
处理方法：
停止应用程序
修改程序里的bug
MTU和MSS分别是什么
MTU：maximum transmission unit，最大传输单元，由硬件规定，如以太网的MTU为1500字节。
MSS：maximum segment size，最大分节大小，为TCP数据包每次传输的最大数据分段大小，一般由发送端向对端TCP通知对端在每个分节中能发送的最大TCP数据。MSS值为MTU值减去IPv4 Header（20 Byte）和TCP header（20 Byte）得到。
Ping命令基于什么协议？原理是什么
ping是基于网络层的ICMP协议实现的。通过向对方发送一个ICMP回送请求报文，如果对方主机可达的话会收到该报文，并响应一个ICMP回送回答报文。
扩展：ICMP报文的介绍。ICMP报文分为两个种类：
ICMP差错报告报文，常见的有
终点不可达
时间超过
参数问题
改变路由
ICMP询问报文
回送请求和回答：向特定主机发出回送请求报文，收到回送请求报文的主机响应回送回答报文。
时间戳请求和回答：询问对方当前的时间，返回的是一个32位的时间戳。
