TCP、UDP的区别
TCP（Transmission Control Protocol，传输控制协议）是面向连接的协议，也就是说，在收发数据前，必须和对方建立可靠的连接。 一个TCP连接必须要经过三次“对话”才能建立起来，其中的过程非常复杂， 只简单的描述下这三次对话的简单过程：
1）主机A向主机B发出连接请求数据包：“我想给你发数据，可以吗？”，这是第一次对话；
2）主机B向主机A发送同意连接和要求同步 （同步就是两台主机一个在发送，一个在接收，协调工作）的数据包 ：“可以，你什么时候发？”，这是第二次对话；
3）主机A再发出一个数据包确认主机B的要求同步：“我现在就发，你接着吧！”， 这是第三次对话。
三次“对话”的目的是使数据包的发送和接收同步， 经过三次“对话”之后，主机A才向主机B正式发送数据。
TCP三次握手过程
第一次握手：主机A通过向主机B 发送一个含有同步序列号的标志位的数据段给主机B，向主机B 请求建立连接，通过这个数据段， 主机A告诉主机B 两件事：我想要和你通信；你可以用哪个序列号作为起始数据段来回应我。
第二次握手：主机B 收到主机A的请求后，用一个带有确认应答（ACK）和同步序列号（SYN）标志位的数据段响应主机A，也告诉主机A两件事：我已经收到你的请求了，你可以传输数据了；你要用那个序列号作为起始数据段来回应我
第三次握手：主机A收到这个数据段后，再发送一个确认应答，确认已收到主机B 的数据段："我已收到回复，我现在要开始传输实际数据了，这样3次握手就完成了，主机A和主机B 就可以传输数据了。
TCP建立连接要进行3次握手，而断开连接要进行4次
第一次： 当主机A完成数据传输后,将控制位FIN置1，提出停止TCP连接的请求 ；
第二次： 主机B收到FIN后对其作出响应，确认这一方向上的TCP连接将关闭,将ACK置1；
第三次： 由B 端再提出反方向的关闭请求,将FIN置1 ；
第四次： 主机A对主机B的请求进行确认，将ACK置1，双方向的关闭结束.。
由TCP的三次握手和四次断开可以看出，TCP使用面向连接的通信方式， 大大提高了数据通信的可靠性，使发送数据端和接收端在数据正式传输前就有了交互， 为数据正式传输打下了可靠的基础。
1.基于连接与无连接
2.TCP要求系统资源较多，UDP较少；
3.UDP程序结构较简单
4.流模式（TCP）与数据报模式(UDP);
5.TCP保证数据正确性，UDP可能丢包
6.TCP保证数据顺序，UDP不保证
为什么要三次握手？
为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了服务端，因而产生错误。
为什么要四次挥手？
TCP是全双工模式，这就意味着，当主机1发出FIN报文段时，只是表示主机1已经没有数据要发送了，主机1告诉主机2，它的数据已经全部发送完毕了；但是，这个时候主机1还是可以接受来自主机2的数据；当主机2返回ACK报文段时，表示它已经知道主机1没有数据发送了，但是主机2还是可以发送数据到主机1的；当主机2也发送了FIN报文段时，这个时候就表示主机2也没有数据要发送了，就会告诉主机1，我也没有数据要发送，之后就会中断这次TCP连接。
为什么TIME_WAIT状态需要保持2MSL这么长的时间？
如果TIME_WAIT状态保持时间不足够长，第一个连接就正常终止了。第二个拥有相同五元组的连接出现，而第一个连接的重复报文到达，干扰了第二个连接。TCP事先必须防止某个连接的重复报文在连接终止后出现，所以让TIME_WAIT状态保持时间足够长(2MSL)，连接相应方向的上的TCP报文要么完全响应完毕，要么被丢弃。建立第二个连接的时候，不会混淆。
1、 为什么建立连接协议是三次握手，而关闭连接却是四次握手呢？
这是因为服务端的LISTEN状态下的SOCKET当收到SYN报文的建连请求后，它可以把ACK和SYN（ACK起应答作用，而SYN起同步作用）放在一个报文里来发送。但关闭连接时，当收到对方的FIN报文通知时，它仅仅表示对方没有数据发送给你了；但未必你所有的数据都全部发送给对方了，所以你可能未必会马上会关闭SOCKET,也即你可能还需要发送一些数据给对方之后，再发送FIN报文给对方来表示你同意现在可以关闭连接了，所以它这里的ACK报文和FIN报文多数情况下都是分开发送的。
2. 为什么不能用两次握手进行连接？
我们知道，3次握手完成两个重要的功能，既要双方做好发送数据的准备工作(双方都知道彼此已准备好)，也要允许双方就初始序列号进行协商，这个序列号在握手过程中被发送和确认。
现在把三次握手改成仅需要两次握手，死锁是可能发生的。作为例子，考虑计算机S和C之间的通信，假定C给S发送一个连接请求分组，S收到了这个分组，并发送了确认应答分组。按照两次握手的协定，S认为连接已经成功地建立了，可以开始发送数据分组。可是，C在 S的应答分组在传输中被丢失的情况下，将不知道S是否已准备好，不知道S建立什么样的序列号，C甚至怀疑S是否收到自己的连接请求分组。在这种情况下，C认为连接还未建立成功，将忽略S发来的任何数据分组，只等待连接确认应答分组。而S在发出的数据分组超时后，重复发送同样的数据分组。这样就形成了死锁。
3. 为什么TIME_WAIT状态还需要等2MSL后才能返回到CLOSED状态？
什么是2MSL？MSL即Maximum Segment Lifetime，也就是报文最大生存时间，引用《TCP/IP详解》中的话：“它(MSL)是任何报文段被丢弃前在网络内的最长时间。”那么，2MSL也就是这个时间的2倍，当TCP连接完成四个报文段的交换时，主动关闭的一方将继续等待一定时间(2-4分钟)，即使两端的应用程序结束。例如在客户端关闭后，使用netstat查看的结果:
C:>netstat -na | find "172.29.21.25"
TCP 172.29.132.60:2795 172.29.21.25:23 TIME_WAIT
为什么需要这个2MSL呢？
第一，虽然双方都同意关闭连接了，而且握手的4个报文也都协调和发送完毕，按理可以直接回到CLOSED状态（就好比从SYN_SEND状态到ESTABLISH状态那样）；但是因为我们必须要假想网络是不可靠的，你无法保证你最后发送的ACK报文会一定被对方收到，因此对方处于LAST_ACK状态下的SOCKET可能会因为超时未收到ACK报文，而重发FIN报文，所以这个TIME_WAIT状态的作用就是用来重发可能丢失的ACK报文。
第二，报文可能会被混淆，意思是说，其他时候的连接可能会被当作本次的连接。直接引用《The TCP/IP Guide》的说法：The second is to provide a “buffering period” between the end of this connection and any subsequent ones. If not for this period, it is possible that packets from different connections could be mixed, creating confusion.
当某个连接的一端处于TIME_WAIT状态时，该连接将不能再被使用。事实上，对于我们比较有现实意义的是，这个端口将不能再被使用。某个端口处于TIME_WAIT状态(其实应该是这个连接)时，这意味着这个TCP连接并没有断开(完全断开)，那么，如果你bind这个端口，就会失败。对于服务器而言，如果服务器突然crash掉了，那么它将无法在2MSL内重新启动，因为bind会失败。解决这个问题的一个方法就是设置socket的SO_REUSEADDR选项。这个选项意味着你可以重用一个地址。
当建立一个TCP连接时，服务器端会继续用原有端口监听，同时用这个端口与客户端通信。而客户端默认情况下会使用一个随机端口与服务器端的监听端口通信。有时候，为了服务器端的安全性，我们需要对客户端进行验证，即限定某个IP某个特定端口的客户端。客户端可以使用bind来使用特定的端口。对于服务器端，当设置了SO_REUSEADDR选项时，它可以在2MSL内启动并listen成功。但是对于客户端，当使用bind并设置SO_REUSEADDR时，如果在2MSL内启动，虽然bind会成功，但是在windows平台上connect会失败。而在Linux上则不存在这个问题。(我的实验平台：winxp, ubuntu7.10)
要解决windows平台的这个问题，可以设置SO_LINGER选项。SO_LINGER选项决定调用close时TCP的行为。SO_LINGER涉及到linger结构体，如果设置结构体中l_onoff为非0，l_linger为0，那么调用close时TCP连接会立刻断开，TCP不会将发送缓冲中未发送的数据发送，而是立即发送一个RST报文给对方，这个时候TCP连接(关闭时)就不会进入TIME_WAIT状态。如你所见，这样做虽然解决了问题，但是并不安全。通过以上方式设置SO_LINGER状态，等同于设置SO_DONTLINGER状态。
当TCP连接发生一些物理上的意外情况时，例如网线断开，linux上的TCP实现会依然认为该连接有效，而windows则会在一定时间后返回错误信息。这似乎可以通过设置SO_KEEPALIVE选项来解决，不过不知道这个选项是否对于所有平台都有效。
TCP粘包是指发送方发送的若干包数据到接收方接收时粘成一包，从接收缓冲区看，后一包数据的头紧接着前一包数据的尾。
比如发送端发送了一个由2个100字节组成的200字节的数据包到接受端的缓冲区，接受端从缓冲去一次取80字节的数据，那么第一次取的就是一个不完整的数据包，第二次取就会带上第一个数据包的尾部和下一个数据包的头
一个完成的消息可能会被TCP拆分成多个包进行发送，也有可能把多个小的包封装成一个大的数据包发送，这个就是TCP的拆包和封包问题
传输层无法保证数据的可靠传输，只能通过应用层来实现了。实现的方式可以参照tcp可靠性传输的方式，只是实现不在传输层，实现转移到了应用层。
1、添加seq/ack机制，确保数据发送到对端
2、添加发送和接收缓冲区，主要是用户超时重传。
3、添加超时重传机制
TIME_WAIT状态处在哪一方以及为什么需要它
TCP流量控制、拥塞控制
https://blog.csdn.net/liuchenxia8/article/details/80428157
一：流量控制
什么是流量控制？流量控制的目的？
如果发送者发送数据过快，接收者来不及接收，那么就会有分组丢失。为了避免分组丢失，控制发送者的发送速度，使得接收者来得及接收，这就是流量控制。流量控制根本目的是防止分组丢失，它是构成TCP可靠性的一方面。
如何实现流量控制？
由滑动窗口协议（连续ARQ协议）实现。滑动窗口协议既保证了分组无差错、有序接收，也实现了流量控制。主要的方式就是接收方返回的 ACK 中会包含自己的接收窗口的大小，并且利用大小来控制发送方的数据发送。
流量控制引发的死锁？怎么避免死锁的发生？
当发送者收到了一个窗口为0的应答，发送者便停止发送，等待接收者的下一个应答。但是如果这个窗口不为0的应答在传输过程丢失，发送者一直等待下去，而接收者以为发送者已经收到该应答，等待接收新数据，这样双方就相互等待，从而产生死锁。
为了避免流量控制引发的死锁，TCP使用了持续计时器。每当发送者收到一个零窗口的应答后就启动该计时器。时间一到便主动发送报文询问接收者的窗口大小。若接收者仍然返回零窗口，则重置该计时器继续等待；若窗口不为0，则表示应答报文丢失了，此时重置发送窗口后开始发送，这样就避免了死锁的产生。
二：拥塞控制和流量控制的区别
拥塞控制：拥塞控制是作用于网络的，它是防止过多的数据注入到网络中，避免出现网络负载过大的情况；常用的方法就是：（ 1 ）慢开始、拥塞避免（ 2 ）快重传、快恢复。
流量控制：流量控制是作用于接收者的，它是控制发送者的发送速度从而使接收者来得及接收，防止分组丢失的。
三：拥塞控制的算法
慢开始，拥塞避免 快重传，快恢复算法。
TCP协议------可靠性保证机制
DNS如何解析
1.递归查询
2.迭代查询
控制器、运算器、存储器、输入设备、输出设备五部分组成冯·诺伊曼提出的计算机体系结构
