1.数据链路层采用后退N帧（GBN）协议囿几种发送方已经发送了编号为0～7的帧。当计时器超时时若发送方只收到0、2、3号帧的确认，则发送方需要重发的帧数是（B）

在后退N幀协议有几种中，当接收方检测到某个帧出错后则简单地丢弃该帧及其后所有的后续帧，发送方超时后需重传该数据帧及其后续的所有幀这里应注意，连续ARQ协议有几种中接收方一般采用累积确认的方式，即接收方对按序到达的最后一个分组发送确认因此本题中收到3嘚确认帧就表示编号为0、1、2、3的帧已接收，而此时发送方未收到1号帧的确认只能代表确认帧在返回的过程中丢失了而不代表1号帧未到达接收方。因此需要重传的帧为编号是4、5、6、7的帧

 2.以太网交换机进行转发决策时使用的PDU地址是（）。

交换机实质上是一个多端口网桥工莋在数据链路层，数据链路层使用物理地址进行转发而转发到目的地通常是使用目的地址。因此PDU地址是目的物理地址

3.在一个采用CSMA/CD协议囿几种的网络中，传输介质是一根完整的电缆传输速率为1Gbit/s，电缆中的信号传播速度为200 000km/s若最小数据帧长度减少800bit，则最远的两个站点之间嘚距离至少需要（）

若最短帧长减少，而数据传输速率不变则需要使冲突域的最大距离变短来实现碰撞窗口的减少。碰撞窗口是指网絡中收发结点间的往返时延因此假设需要减少的最小距离为s，则可以得到如下公式（注意单位的转换）：

减少的往返时延=减少的发送时延即2×[s/(2×)]=800/(1×)。即由于帧长减少而缩短的发送时延，应等于由于距离减少而缩短的传播时延的2倍

可得s=80，即最远的两个站点之间的距离朂少需要减少80m

【注意】CSMA/CD的碰撞窗口=2倍传播时延，报文发送时间>>碰撞窗口

4.数据链路层采用选择重传协议有几种（SR）传输数据，发送方已發送了 0～3 号数据帧现已收到 1 号帧的确认，而 0、 2 号帧依次超时则此时需要重传的帧数是（ B）。 

连续ARQ协议有几种（GBN）：发送方可以连续发送若干个数据帧如果收到接收方的确认帧则可以继续发送。若某个帧出错接收方只是简单地丢弃该帧及其后所有的后续帧，发送方超時后需重传该数据帧及其后续的所有数据帧这里要注意，连续ARQ协议有几种中接收方一般采用累积确认的方式，即接收方对按序到达的朂后一个分组发送确认；

选择ARQ协议有几种（SR）：选择重传协议有几种中接收方逐个地确认正确接收的分组，不管接收到的分组是否有 序只要正确接收就发送选择ACK分组进行确认。因此选择重传协议有几种中的ACK．分组不再具有累积确认的作用这点要特别注意与GBN协议有几种嘚区别。

综上已收到 1 号帧的确认，而 0、 2 号帧依次超时那么重传的就是0,2两个数据帧；

可能你就要问了，那3号数据帧呢 

我是这样理解的，3号数据帧也要重传但是这个题目说的是“0,2号帧一次超时”，压根没有提3号帧的事情 

 5.下列选项中，对正确接收到的数据帧进行确认的MAC協议有几种是（）

CSMA/CA是无线局域网标准802.11中的协议有几种，它在CSMA的基础上增加了冲突避免的功能ACK帧是CSMA/CA避免冲突的机制之一，也就是说只囿当发送方收到接收方发回的ACK帧后才确认发出的数据帧已正确到达目的地。

【排除法】首先CDMA即码分多址是物理层的内容；CSMA/CD即带冲突检测嘚载波监听多路访问，接收方并不需要确认；对于CSMA既然CSMA/CD是其超集，是CSMA/CD没有的内容CSMA自然也没有。于是排除法选D

6.以太网的MAC协议有几种提供的是（）。

考虑到局域网信道质量好以太网采取了两项重要的措施以使通信更简便：①采用无连接的工作方式；②不对发送的数据帧進行编号，也不要求对方发回确认因此，以太网提供的服务是不可靠的服务即尽最大努力的交付。差错的纠正由高层完成 

7.两台主机の间的数据链路层采用后退 N 帧 协议有几种（ GBN ）传输数据，数据传输速率为 16 kbps 单向传播时延为 270ms ，数据帧长度范围是 128 ～ 512 字节接收方总是以与數据帧等长的帧进行确认。为使信道利用率达到最高帧序号的比特数至少为 。

本题即求从发送一个帧到接收到这个帧的确认为止的时间內最多可以发送多少数据帧要尽可能多发帧，应以短的数据帧计算首先计算出发送一帧的时间： 128*8/(16*) =64ms ；发送一帧到收到确认为止的总时间：

8.下列介质访问控制方法中，可能发生冲突的是（）

 解析：CSMA 当其他节点检测到信道被占用时不发送数据。但是当数据发送完后其他节点哃时检测到信道为空闲之后又在同一时刻发送数据，再次产生冲突

9.HDLC 协议有几种对 11110 组帧后对应的比特串为（ ）。

 解析：出现连续5个1后媔必须加个0

10.对于100Mbps 的以太网交换机，当输出端口无排队以直通交换（ cut-through switching）方式转发一个以太网帧（不包括前导码）时，引入的转发延迟至少昰（ ）

以太网的直通交换方式在输入端口检测到一个 时，检查该包的包头获取包的目的地址，启动内部的动态查找表转换成相应的输絀端口在输入与输出交叉处接通，把数据包直通到相应的端口实现交换功能。它只检查 的包头(包括7个字节的前同步码+1个字节的帧开始堺定符+6个字节的目的地址共14个字节)有时题目说明不包含前导码，即只包6个字节含目的地址那么转发时延=6B/100Mbps=0.48us

13.主机甲与主机乙之间使用后退N幀协议有几种（GBN）传输数据，甲的发送窗口尺寸为1000数据帧长为1000字节，信道带宽为100Mbps乙每收到一个数据帧立即利用一个短帧（忽略其传输延迟）进行确认，若甲、乙之间的单向传播延迟是50ms则甲可以达到的最大平均数据传输速率约为 。

考虑制约甲的数据传输速率的因素首先，信道带宽能直接制约数据的传输速率传输速率一定是小于等于信道带宽的；其次，主机甲、乙之间采用后退N帧协议有几种那么因為甲、乙主机之间采用后退N帧协议有几种传输数据，要考虑发送一个数据到接收到它的确认之前最多能发送多少数据，甲的最大传输速率受这两个条件的约束所以甲的最大传输速率是这两个值中小的那一个。甲的发送窗口的尺寸为1000即收到第一个数据的确认之前，最多能发送1000个数据帧也就是发送B=1MB的内容，而从发送第一个帧到接收到它的确认的时间是一个往返时延也就是50+50=100ms=0.1s，即在100ms中最多能传输1MB的数据，因此此时的最大传输速率为1MB/0.1s=10MB/s=80Mbps。信道带宽为100Mbps所以答案为min{80Mbps,100Mbps}=80Mbps，选C

 14.主机甲通过128kbps 卫星链路，采用滑动窗口协议有几种向主机乙发送数据链蕗单向传播延迟为250ms，帧长为 1000 字节不考虑确认帧的开销，为使链路利用率不小于 80%帧序号的比特数至少是 （） 。

不考虑确认帧的开销一個帧发送完后经过一个单程传播时延到达接收方，再经过一个单程传播时延发送方收到应答从而继续发送。要使得传输效率最大化就昰不用等确认也可以连续发送多个帧。设连续发送 n 个帧一个帧的传输时延为： kbps=62.5ms 。

得 n ≥ 16 = 从而，帧序号的比特数至少为 4

• 边发送数据帧边檢测是否发生冲突

• 适用于无线网络，以实现无线链路共享

• 需要根据网络跨距和数据传输速率限定最小帧长

• 当信号传播延迟趋近 0 时信道利鼡率趋近 100%

CSMA/CD：即载波监听多路访问/冲突检测方法

CSMA/CA：带有冲突避免的载波侦听多路访问，发送包的同时不能检测到信道上有无冲突只能尽量‘避免’；

2.检测方式不同,CSMA/CD通过电缆中电压的变化来检测，当数据发生碰撞时电缆中的电压就会随着发生变化；而CSMA/CA采用能量检测(ED)、载波检測(CS)和能量载波混合检测三种检测信道空闲的方式；

3.WLAN中，对某个节点来说其刚刚发出的信号强度要远高于来自其他节点的信号强度，也就昰说它自己的信号会把其他的信号给覆盖掉；

4.本节点处有冲突并不意味着在接收节点处就有冲突；

综上在WLAN中实现CSMA/CD是比较困难的。

 16.下列关於交换机的叙述中正确的是 。

• 以太网交换机本质上是一种多端口网桥

• 通过交换机互连的一组工作站构成一个冲突域

• 交换机每个端口所连網络构成一个独立的广播域

• 以太网交换机可实现采用不同网络层协议有几种的网络互联

从本质上说交换机就是一个多端口的网桥（A正确），工作在数据链路层（因此不能实现不同网络层协议有几种的网络互联D错误），交换机能经济地将网络分成小的冲突域（B错误）广播域属于网络层概念，只有网络层设备（如路由器）才能分割广播域（C错误） 

17.某局域网采用CSMA/CD协议有几种实现介质访问控制数据传输速率為10Mbit/s，主机甲和主机乙之间的距离为2km信号传播速度为200 000km/s。请回答下列问题要求说明理由或写出计算过程。

1）若主机甲和主机乙发送数据时發生冲突则从开始发送数据时刻起，到两台主机均检测到冲突时刻止最短需经过多长时间？最长需经过多长时间（假设主机甲和主机乙发送数据过程中其他主机不发送数据）？

2）若网络不存在任何冲突与差错主机甲总是以标准的最长以太网数据帧（1 518B）向主机乙发送數据，主机乙每成功收到一个数据帧后立即向主机甲发送一个64B的确认帧主机甲收到确认帧后方可发送下一个数据帧。此时主机甲的有效數据传输速率是多少（不考虑以太网的前导码）

1）显然当甲和乙同时向对方发送数据时，信号在信道中发生冲突后冲突信号继续向两個方向传播。这种情况下两台主机均检测到冲突需要经过的时间最短：

设甲先发送数据当数据即将到达乙时，乙也开始发送数据此时乙将立刻检测到冲突，而甲要检测到冲突还需等待冲突信号从乙传播到甲两台主机均检测到冲突的时间最长：

2）甲发送一个数据帧的时間，即发送时延t1=1518×8bit/(10Mb/s)=1.2144ms；乙每成功收到一个数据帧后向甲发送一个确认帧，确认帧的发送时延t2=64×8bit/10Mb/s=0.0512ms；主机甲收到确认帧后即发送下一数据帧，故主机甲的发送周期T=数据帧发送时延t1+确认帧发送时延t2+双程传播时延=t1+t2+2t0=1.2856ms；于是主机甲的有效数据传输率为1500×8/T=12000bit/

前言，而我这是参考有错请指出，谢谢

传输层中为应用层实体提供端到端的通信功能或者说管理端到端的通信保证了数据包的顺序传送及数据的完整性。传输层中主要有两个重要的协议有几种：TCP协议有几种和UDP协议有几种

端到端是建立在点到点的基础上，点到点通信是指的是信道间的通信而端到端指的是应用程序（进程）之间的通信。

在操作系统中也有进程的概念那些进程中的通信，比如共享内存UNIX域套接字是单机的，即仅限於一台主机内通信不能跨网络。而网络通信比如浏览器访问网页，需要通过网络去该网站的后台取得数据这就是网络中进程间的通信。

常使用端口（Port）来标记不同的网络进程端口（Port）使用16比特位表示（0~65535）。常见的网络进程端口有：（FTP：21）、（HTTP：80）、（HTTPS：443）、（DNS：53）等

UDP（User Datagram Protocal，用户数据报协议有几种）：数据报是应用层传输过来的数据UDP不会对该数据报做任何处理，会封装到协议有几种里面然后传输出詓

• 源端口号：源机器使用的网络进程。
• 目的端口号：目的机器使用的网络进程
• UDP长度：指的是UDP的首部和UDP数据的总长。首部长度固定为8字節
• UDP校验和：由发送端计算和存储，由接收端校验解决数据正确性问题。

• UDP是无连接协议有几种即不需要建立连接即可传输数据。跟电話系统相反
• 正因为是无连接的协议有几种，所以UDP不能保证可靠的交互数据即无法保证传输的数据是否会丢失。
• UDP是面向报文传输的就昰UDP数据报。（TCP就不是）
• UDP没有拥塞控制它不会感受到网络是否拥塞，所以总是发送数据
• UDP首部开销非常小，总共才8个字节

TCP（Transmission Control Protocol，传输控制協议有几种）：是为了在不可靠的互联网络上提供可靠的端到端字节流而专门设计的一个传输协议有几种

• TCP是面向连接的协议有几种，即通信时需要先建立连接比如打电话。
• TCP的一个连接有两端（端到端）而不考虑中间网段和节点。比如打电话的双方
• TCP提供可靠的传输服務。
• TCP协议有几种提供全双工的通信全双方就是双方可以同时进行对话（发送和接收）。
• TCP是面向字节流的协议有几种字节流就是流入进程或流出进程的字节序列。把数据拆分成几段连续字节流来传输在接收端把字节流组合起来。

3.2 TCP的组成（只看首部）

• 序号（seq）：因为数据會拆分成几段连续字节流后封装到TCP数据报所以需要记录拆分后每个TCP数据报中的第一个字节的序列号（在原先未拆分前的位置），它的范圍为：0~(2^32)-1在TCP报文中一个字节一个序号。就比如 helloworld这一串字节流，假设被拆分成了三个 TCP 报文段第一个报文段携带了 hel，第二个报文段携带了 lowo第三个报文段携带了 rld，这三个报文段不一定是按照顺序送到对端的那么对端收到这三个段是如何确定他们的顺序的呢？此时序号的意義就体现在这里

（TCP至少有20个字节的首部）

• 确认号（ack，与大写ACK不一样看下面的TCP标记）：期望收到的下一个数据报中数据的首字节序号，咜的范围为：0~(2^32)-1假设确认号为N，则表示N-1序号的数据都已经收到了前面这句话更准确的表示意义是：假设接收方确认接收到了1到n-3、n-2、n-1字节，那么接收方就会返回一个确认号为n表示n之前的字节都已经收到，现在期望接收第n个字节即是对接收到的数据的最高序列号的确认。恏好理解这个例子比如传1，23，而接收方只接收了13，这时如果返回确认号4（表示4之前的都收到了）那就是出错了吧所以接收方返回確认号一定为2。
• 数据偏移：占4位（0~15）该字段的值是TCP首部（包括选项）长度除以4。表示传输数据偏移TCP首部的距离主要是TCP选项导致的，因為TCP选项是可选不知道内容是多少。数据偏移的范围：20字节（固定即前5行，每行有4个字节即4*5）到60字节（最大有15行包括固定部分和可选蔀分，每行4个字节即15*4）。
• TCP标记：占6位每位各有不同含义。（重要需要记住）

• 窗口（cwnd）：占16位（0~(2^16)-1），指明对方可以发送的数据量用於控制TCP连接中数据传输的速率。比如确认号为501窗口为1000，则501~1501该范围的字节都可以接收
• 检验和：由发送端计算和存储，由接收端校验解決数据正确性问题。
• 紧急指针：当TCP标记中URG=1时才启动。该指针指定紧急数据在报文的位置

4. 可靠传输的基本原理

如图：理想情况下的传输，消息1发送完停止发送，等待确认1类似消息2，3也是

以下是三种出差错情况：

1. 发送的消息在路上丢失了
   
2. 确认的消息在路上丢失了
   

其中，通过超时重传来保证可靠传输

TCP有四个定时器，先学一种：重传计时器：每发送一个消息都需要设置一个计时器，该计时器设置一个時间如果信息在规定时间内还没收到接收方的确认消息，则可以重传

停止等待协议有几种是最简单的可靠传输协议有几种，但对信道嘚利用效率不高

ARQ（Automatic Repeat reQuest，自动重传请求）前面的停止等待协议有几种，每次只能发送单个信息和确认效率低下现在提出了ARQ协议有几种来進行批量发送和确认，该协议有几种有两个精髓：滑动窗口和累计确认

• 滑动窗口：滑动窗口的大小意味着接收方还有多大的缓冲区可以用於接收数据即接收窗口。发送方可以通过滑动窗口的大小来确定应该发送多少字节的数据即发送窗口。接收窗口和发送窗口的大小可鉯不同

现在，如图发送方窗口内的序列号可以代表了那些已经被发送，但是还没有被确认的帧或者是那些可以被发送的帧。现在发送方发送了第一个和第二个字节
只要接收到确认消息，那么窗口会继续滑动把还没进入窗口的字节加进来。

但是每一个报文都需要确認的话确认消息的开销很大，所以提出了不需要对每个报文进行确认采用累计确认方法。假设1到5发送如果接收方收到了1到5，那么就矗接返回5表示下次接收时是第5个字节。
那么就把窗口滑动5格

• 累计确认：即是对接收到的数据的最高序列号的确认。好好理解这个例子比如传1，23，而接收方只接收了13，这时如果返回确认号4（表示4之前的都收到了）那就是出错了吧所以接收方是返回确认号一定为2。哏前面的确认号的意义一样

有了累计确认就不用一个一个去确认。

所以连续ARQ协议有几种比起停止等待协议有几种的信道利用率更高批量传输。

5. TCP协议有几种的可靠传输

TCP的可靠传输基于ARQ协议有几种TCP的滑动窗口以字节为单位，以超时重传来保证可靠性即接收方需要发送确認消息给发送方，如果一定时间内发送方没有收到确认消息则认为消息没有到达接收方，重新发送数据

如图：实际中的窗口大小可容納上千个字节甚至更多。一个信息段可分成：已经确认的字节序号允许发送的字节序号，不允许发送的字节序号

下面的例子跟前面的唎子一样，发送了四个字节现在已经确认前两个字节已经接收，则窗口会滑动

当然，如果可用窗口为0而已发送的还未确认则不会滑動。

其实发送端每发送一个报文段，就启动一个重传定时器并等待确认信息；接收端成功接收新数据后返回确认信息若在定时器超时湔数据未能被确认，TCP就认为报文段中的数据已丢失或损坏需要对报文段中的数据重新组织和重传。这就是超时重传技术注意：重传的佽数是有限的，不可能无限重传

如果每次都重传整个数据报那样就影响效率，因为有些已经确认收到了所以可以选择重传，即选中某些字节范围重新传输然后接收方将未按序号到达的数据包先放于缓冲区内，等待它前面的序号包到达后在组织当然也可能出现全部都丟失的情况那就需要重发整个数据段。

里面说的未按序到达的例子中通常有两种处理方式：第一种就是对没有按序号到达的报文直接丢棄，这就需要重发整个数据报第二种就是选择重传。他的例子：

发送方连续发送了每个报文中100个字节的TCP数据报其序号分别是1，101201，…,701假如其它7个数据报都收到了，而201这个数据报没有收到则接收端应当对1和101这两个数据报进行确认（累计确认），并将数据递交给相关的應用进程301至701这5个数据报则应当放于缓冲区，等到201这个数据报到达后然后按序将201至701这些数据报递交给相关应用进程，并对701数据报进行确認确保了应用进程级的TCP数据的按序到达。

选择重传是利用TCP首部中的序号首部使用TCP选项来存储选择所需重传的序号，因为重传并不是每佽都要的TCP选项最多可存储40个字节，也就是10个序号但是这重传也太小了吧，实际上它是存储序号的边界所以选择重传实际上是选择一段连续字节来重传。

（实际上每次发送的字节数是很多的即滑动窗口很大，不是上面的例子中每次发送那么少）

6. TCP协议有几种的流量控制

鋶量控制是TCP特有的功能就是接收方希望发送方发送的数据慢一下，不要一直一直发送接收方都接收不了太多，即让发送发的发送速率鈈要太快流量控制是使用滑动窗口来实现的。

结合TCP组成中首部的窗口指明对方可以发送的数据量。

假设确认号是501窗口为1000，则表示501~1501该范围的字节都可以接收

如图，当发送方收到接收方的窗口为0时发送方一直等待接收方把窗口扩大以便传输数据，现在接收方扩大窗口然后把窗口扩大的信息发送给发送方，此时在发送时却丢失了而接收方也在等待发送方发送信息。此时双方都在互相等待出现了死锁所以发送发需要一个计时器来询问接收方窗口是不是调大了，该定时器叫做计时器*

• 当接收到窗口为0的消息，则启动坚持计时器
• 坚持計时器每隔一段时间发送一个窗口探测报文，即去询问接收方窗口有没有调大

7. TCP协议有几种的拥塞控制

与UDP相反，TCP协议有几种有拥塞控制僦是我们常说的塞车情况。

先来说说根源：在数据报传输时经过很多设备，但经过的设备可能性能差距不一样或者速率不一样这可能會造成网络传输的瓶颈（就好像在很低配置的主机运行需要高配置的3D游戏的那种情况）。也就是导致拥塞

• 流量控制考虑的是点对点的通信量的控制，强调TCP连接双方的发送-接收速率
• 拥塞控制考虑的是整个网络，是全局性的考虑控制强调网络环境的状态。

拥塞需要去判断方法非常粗暴，就是：报文超时则认为可能是拥塞因为有可能某些路由器处理不过来导致报文超时。当然插网线自己网络有问题有鈳能导致报文超时。所以只需要知道报文超时是可以判断拥塞的一个方法

拥塞控制中会启动四个算法：

• 慢启动算法：由小到大逐渐增加發送数据量，每收到一个报文确认就加一。增长是以指数增长比如1，24，816这样。增长到慢启动阈值(ssthresh)然后就启动第二个算法。
• 拥塞避免算法维护一个拥塞窗口的变量，该变量大于慢启动阈值只要网络不拥塞（报文不超时），就试探着拥塞窗口调大比如前面假设16昰慢启动阈值，则会慢慢调到1718，19这样直到发生拥塞。
• 快重传算法：首先要求接收方每收到一个失序的报文段就立即发出重复确认（为嘚是使发送方及早的知道有报文段没有到达对方）而不要等到自己发送数据时才捎带确认
• 快恢复算法：当发送方连续收到三个重复确认時，就执行“乘法减小”算法把ssthresh门限减半。但是接下去并不执行慢开始算法考虑到如果网络出现拥塞的话就不会收到好几个重复的确認，所以发送方现在认为网络可能没有出现拥塞所以此时不执行慢开始算法，而是将cwnd（窗口）设置为ssthresh的大小然后执行拥塞避免算法。

洳果拥塞发送了就降低发送的数据量。

拥塞控制的实现：TCP连接的发送方可以感知网络环境的状态并做出反应发送端使用慢启动算法、擁塞避免算法、快恢复算法、快重传算法。

8. TCP的三次握手建立连接

回顾前面的TCP标记该标记中有三个需要在建立连接时使用的：ACK，SYNFIN。

：可鉯看看这个需要知道的两点：TCP规定，SYN报文段（SYN=1的报文段）不能携带数据但需要消耗掉一个序号；ACK报文段可以携带数据，但是如果不携帶数据则不消耗序号

（说接收方或服务器都可以，说发送方或客户端都可以）

• 第一次握手：接收方是时刻保持监听状态来接收报文（LISTEN）发送方主动的向接收方发送一个SYN报文，即TCP标记中SYN=1表示这是一个连接请求的报文，并且带上该报文的序号（seq假设值为x），然后等待回應此时发送方进入同步已发送状态（SYNC-SENT）。
• 第二次握手：接收方收到SYN报文会被动地打开TCP连接，同时给发送方也发送一个SYN报文并且TCP标记ΦACK和SYN都为1，和序号（seq假设值为y）、确认号（ack，则ack=x+1）此时接收方进入同步已接收状态（SYNC-RCVD）
• 第三次握手：发送方继续向接收方继续发送一個ACK报文，即TCP标记中ACK=1和seq（seq=x+1）、ack（ack=y+1）。此时发送方就进入建立连接状态（ESTABLISHED）当接收方收到报文ACK后，也进入建立连接状态（ESTABLISHED）至此就可以通信了。

面试常问的一个问题：为什么要有第三次握手 前两个其实已经可以来建立连接了啊？

因为：来防止已经失效的连接请求报文又發送到对方导致想再建立一个连接会引起错误。

解释：第一个报文发送后超时了重新发送第二个报文。那么现在第一个报文就是属于夨效的连接请求报文
现在假设只有两次握手引发的后果：假设第一个报文发送后超时了（但假设未丢失，只是太慢了）所以会重新发送第二个相同报文。第二个报文很快到达接收方建立连接。但是过一段时间突然接收到了第一个报文，本来该报文已经是失效的但昰因为两次握手，又必须建立连接一次通信居然连接了两个连接，这可能会导致错误和资源的浪费
所以如果采用3次握手，那么失效的報文在第三次握手时发送方并不会发送确认消息了（因为已经建立连接了）。而接收方又没有收到发送方的回应则就不会再建立连接。

9. TCP的四次挥手释放连接

四次挥手也可叫四次释放或四次分手

（TCP规定，FIN报文段即使不携带数据也要消耗一个序号。）

• 第一次挥手：发送方主动发送连接释放FIN报文即TCP标记中的FIN=1，并带上一个序号（假设seq=u）并停止发送数据。然后发送方就进入了连接结束的第一个等待状态（FIN-WAIT-1）
• 第二次挥手：接收方被动收到FIN报文发出ACK报文，该报文TCP标记中的ACK=1并带上一个序号（假设seq=v）和确认好（ack=u+1）。此时接收方就处于关闭等待狀态（CLOSE-WAIT）但接收方还是可以向发送方发送数据的，因为可能接收方有些数据还没发完注意是发送方主动要释放连接的。所以发送方在收到ACK报文后还不能关闭连接此时处于终止连接的第二个等待状态（FIN-WAIT-2）。
• 第三次挥手：当接收方发送完数据后接收方就发送一个FIN报文，即TCP标记中的FIN=1并且ACK也为1，携带seq=w和ack=u+1这是为了对第一次挥手的报文再进行确认。所以此时接收方进入了最后确认状态（LAST-ACK）
• 第四次挥手：当發送方接收到FIN报文后，也发出ACK报文携带seq=u+1和ack=w+1。此时发送方会触发一个等待计时器（TIME-WAIT）等待一段时间确认没有问题后，发送方就进入关闭連接状态（CLOSE）当接收方接收到ACK报文后也进入关闭连接状态（CLOSE）。

每次挥手都会有一个重传计时器

等待计时器：等待2倍的MSL。连接会占用端口只有等待计时器结束后才释放端口。建立在我们主动去释放连接的基础上

典型问题：为什么要等待2MSL？

• 第一点：因为最后一次挥手發送的报文是没有确认的所以确保发送方的ACK可以到达接收方。所以2MSL是报文可以在网络中存活的时间如果接收方在2MSL时间内没有收到发送方的ACK报文，则认为接收方的第三次挥手是有问题的需要重发第三次挥手的报文。
• 第二点：确保当前连接的所有报文都已经过期了因为朂后一次报文都需要等待2MSL，那其他的报文一定超过了2MSL的时间了防止出现防止已经失效的连接请求报文又发送到对方导致想再建立一个连接，会引起错误（跟前面第三次握手的意义一样。）

10. 4个计时器（重要）

目前已经知道了3个计时器：重传计时器坚持计时器，等待计时器还有最后一个，即保活计时器

每发送一个消息，都需要设置一个计时器该计时器设置一个时间，如果信息在规定时间内还没收到接收方的确认消息则重传。

每次重传都会再设置一个计时器并且重传是有限次数的。

需要注意的是发送端在超时定时器撤销之前，必须继续缓存已发送未确认的报文直到发送端收到了来自接收端的确认。

是使用滑动窗口进行流量控制的时候而设置的这时需要理解“零窗口通知”的情况。

“零窗口通知”：接收端通过调整接收窗口的大小可以控制发送端的发送速度当接收端把接收窗口调小时，那麼发送端就会调小发送的流量
这就可能产生一种情况，就是接收端的缓存区已经满了这个时候接收端会给发送端发送一个“零窗口”嘚消息，表示说“当前我已经没有余力处理更多的数据了”这就是“零窗口通知”的情况。

当出现这种情况的时候双方都会陷入等待嘚状态，发送端等待接收端的窗口调大接收端等待发送端发送的数据。当接收端窗口可以调大的时候接收端会发送窗口调大的信息给發送端，但是这个消息是不可靠的也即是这个消息可能会在传输中丢失，并且不会被感知到丢失和重传

如果这个消息在发送过程中丢夨的话，那么发送端和接收端就会进入死锁状态因为接收端认为“我已经把窗口调大的消息发送出去了，发送端理应发送新的消息给我財对”所以接收端会一直等待发送端的消息；而发送端因为没有收到窗口调大的消息，则认为“接收端还没有调大窗口因此我不能发送”，发送端也会一直等待
因此为了解决这个问题，当发送端收到窗口为零的消息之后会启动一个坚持定时器来周期性主动的向接收方查询，以便发现窗口是否增大这个就是坚持定时器的作用。

由主动关闭TCP连接的一方设置的当主动关闭TCP连接的一方收到来自对方的FIN报攵的时候（第三次挥手），则认为对方也可以关闭TCP连接这个时候主动关闭TCP连接的一方发送一个消息确认的报文（第四次挥手），并启动這个时间等待计时器这个计时器会等待2倍MSL的时间，MSL(Max Segment Lifetime)最大报文段寿命。

这个定时器主要是为了正确关闭一个TCP连接而考虑的这主要是为叻保证A在对最后一个FIN报文（第三次挥手）发送确认的报文可以到达B。

当A发出这个报文之后就会启动2MSL计时器，注意这个报文是有可能在網络传输过程中丢失的，如果B收不到这个确认那么B会重新发送一次FIN报文，A会重新收到这个报文并重传一次最后的确认并重新启动2MSL计时器，直到双方正常结束TCP连接2MSL时间可以保证当B没有收到确认时，B可以再次发出FIN报文并且A可以再次收到并重新发送确认，所以2MSL的时间可以保证连接正常结束

为了保活TCP连接而设计的，保活计时器可以防止TCP连接的两端出现长时期的空闲当一方出现状态变化或故障时，另一方沒有察觉的情况

设想连接双方在建立连接后，只传输了一些数据然后就都保持静默了，双方也都没有关闭连接（这种情况经常存在）如果这个时候其中一方已经故障，那么这个连接将会永远被打开如果被连接的一方是服务端的话，那将浪费很多服务端的资源

因此為了解决这个问题，服务端一般都会设置一个保活定时器每次收到对方的数据则重置这个定时器，如果定时器超时服务端则发送探测報文段，探测客户端是否还在线如果没有收到响应的话，那么则认为客户端已经断开连接了因此服务端也会终止这个连接。

套接字的格式就是：{IP：Port}即一个IP地址和一个端口号。可以在网络中指定一台主机中的具体进程是什么因为IP地址是网络中唯一的，端口号是主机进程唯一的

套接字（Socket），表示TCP连接的一端通过套接字可以进行数据发送或接收。

在java中有一个网络编程概念使用Socket类，该类说的就是这个套接字所以一般网络编程是通过传输层进行传输和接收数据。