本文整理了一些TCP/IP協議簇中需要必知必會的十大問題，既是面試高頻問題，又是程式設計師必備基礎素養。
一、TCP/IP模型
TCP/IP協議模型（Transmission Control Protocol/Internet Protocol），包含了一系列構成網際網路基礎的網路協議，是Internet的核心協議。
基於TCP/IP的參考模型將協議分成四個層次，它們分別是鏈路層、網路層、傳輸層和應用層。下圖表示TCP/IP模型與OSI模型各層的對照關係。
TCP/IP協議族按照層次由上到下，層層包裝。最上面的是應用層，這裡面有http，ftp,等等我們熟悉的協議。而第二層則是傳輸層，著名的TCP和UDP協議就在這個層次。第三層是網路層，IP協議就在這裡，它負責對資料加上IP地址和其他的資料以確定傳輸的目標。第四層是資料鏈路層，這個層次為待傳送的資料加入一個乙太網協議頭，並進行CRC編碼，為最後的資料傳輸做準備。
上圖清楚地表示了TCP/IP協議中每個層的作用，而TCP/IP協議通訊的過程其實就對應著資料入棧與出棧的過程。入棧的過程，資料傳送方每層不斷地封裝首部與尾部，新增一些傳輸的資訊，確保能傳輸到目的地。出棧的過程，資料接收方每層不斷地拆除首部與尾部，得到最終傳輸的資料。
上圖以HTTP協議為例，具體說明。
二、資料鏈路層
物理層負責0、1位元流與物理裝置電壓高低、光的閃滅之間的互換。 資料鏈路層負責將0、1序列劃分為資料幀從一個節點傳輸到臨近的另一個節點,這些節點是通過MAC來唯一標識的(MAC,實體地址，一個主機會有一個MAC地址)。
- 封裝成幀: 把網路層資料包加頭和尾，封裝成幀,幀頭中包括源MAC地址和目的MAC地址。
- 透明傳輸:零位元填充、轉義字元。
- 可靠傳輸: 在出錯率很低的鏈路上很少用，但是無線鏈路WLAN會保證可靠傳輸。
- 差錯檢測(CRC):接收者檢測錯誤,如果發現差錯，丟棄該幀。
三、網路層
1.IP協議
IP協議是TCP/IP協議的核心，所有的TCP，UDP，IMCP，IGMP的資料都以IP資料格式傳輸。要注意的是，IP不是可靠的協議，這是說，IP協議沒有提供一種資料未傳達以後的處理機制，這被認為是上層協議：TCP或UDP要做的事情。
1.1 IP地址
在資料鏈路層中我們一般通過MAC地址來識別不同的節點，而在IP層我們也要有一個類似的地址標識，這就是IP地址。
32位IP地址分為網路位和地址位，這樣做可以減少路由器中路由表記錄的數目，有了網路地址，就可以限定擁有相同網路地址的終端都在同一個範圍內，那麼路由表只需要維護一條這個網路地址的方向，就可以找到相應的這些終端了。
A類IP地址: 0.0.0.0~127.0.0.0
B類IP地址:128.0.0.1~191.255.0.0
C類IP地址:192.168.0.0~239.255.255.0
1.2 IP協議頭
這裡只介紹:八位的TTL欄位。這個欄位規定該資料包在穿過多少個路由之後才會被拋棄。某個IP資料包每穿過一個路由器，該資料包的TTL數值就會減少1，當該資料包的TTL成為零，它就會被自動拋棄。
這個欄位的最大值也就是255，也就是說一個協議包也就在路由器裡面穿行255次就會被拋棄了，根據系統的不同，這個數字也不一樣，一般是32或者是64。
2.ARP及RARP協議
ARP 是根據IP地址獲取MAC地址的一種協議。
ARP（地址解析）協議是一種解析協議，本來主機是完全不知道這個IP對應的是哪個主機的哪個介面，當主機要傳送一個IP包的時候，會首先查一下自己的ARP快取記憶體（就是一個IP-MAC地址對應表快取）。
如果查詢的IP－MAC值對不存在，那麼主機就向網路傳送一個ARP協議廣播包，這個廣播包裡面就有待查詢的IP地址，而直接收到這份廣播的包的所有主機都會查詢自己的IP地址，如果收到廣播包的某一個主機發現自己符合條件，那麼就準備好一個包含自己的MAC地址的ARP包傳送給傳送ARP廣播的主機。
而廣播主機拿到ARP包後會更新自己的ARP快取（就是存放IP-MAC對應表的地方）。傳送廣播的主機就會用新的ARP快取資料準備好資料鏈路層的的資料包傳送工作。
RARP協議的工作與此相反，不做贅述。
3. ICMP協議
IP協議並不是一個可靠的協議，它不保證資料被送達，那麼，自然的，保證資料送達的工作應該由其他的模組來完成。其中一個重要的模組就是ICMP(網路控制報文)協議。ICMP不是高層協議，而是IP層的協議。
當傳送IP資料包發生錯誤。比如主機不可達，路由不可達等等，ICMP協議將會把錯誤資訊封包，然後傳送回給主機。給主機一個處理錯誤的機會，這 也就是為什麼說建立在IP層以上的協議是可能做到安全的原因。
四、ping
ping可以說是ICMP的最著名的應用，是TCP/IP協議的一部分。利用“ping”命令可以檢查網路是否連通，可以很好地幫助我們分析和判定網路故障。
例如：當我們某一個網站上不去的時候。通常會ping一下這個網站。ping會回顯出一些有用的資訊。一般的資訊如下:
ping這個單詞源自聲納定位，而這個程式的作用也確實如此，它利用ICMP協議包來偵測另一個主機是否可達。原理是用型別碼為0的ICMP發請 求，受到請求的主機則用型別碼為8的ICMP回應。
ping程式來計算間隔時間，並計算有多少個包被送達。使用者就可以判斷網路大致的情況。我們可以看到， ping給出來了傳送的時間和TTL的資料。
五、Traceroute
Traceroute是用來偵測主機到目的主機之間所經路由情況的重要工具，也是最便利的工具。
Traceroute的原理是非常非常的有意思，它收到到目的主機的IP後，首先給目的主機傳送一個TTL=1的UDP資料包，而經過的第一個路由器收到這個資料包以後，就自動把TTL減1，而TTL變為0以後，路由器就把這個包給拋棄了，並同時產生 一個主機不可達的ICMP資料包給主機。主機收到這個資料包以後再發一個TTL=2的UDP資料包給目的主機，然後刺激第二個路由器給主機發ICMP資料 報。如此往復直到到達目的主機。這樣，traceroute就拿到了所有的路由器IP。
六、TCP/UDP
TCP/UDP都是是傳輸層協議，但是兩者具有不同的特性，同時也具有不同的應用場景，下面以圖表的形式對比分析。
面向報文
面向報文的傳輸方式是應用層交給UDP多長的報文，UDP就照樣傳送，即一次傳送一個報文。因此，應用程式必須選擇合適大小的報文。若報文太長，則IP層需要分片，降低效率。若太短，會是IP太小。
面向位元組流
面向位元組流的話，雖然應用程式和TCP的互動是一次一個資料塊（大小不等），但TCP把應用程式看成是一連串的無結構的位元組流。TCP有一個緩衝，當應用程式傳送的資料塊太長，TCP就可以把它劃分短一些再傳送。
關於擁塞控制，流量控制，是TCP的重點，後面講解。
TCP和UDP協議的一些應用
什麼時候應該使用TCP？
當對網路通訊質量有要求的時候，比如：整個資料要準確無誤的傳遞給對方，這往往用於一些要求可靠的應用，比如HTTP、HTTPS、FTP等傳輸檔案的協議，POP、SMTP等郵件傳輸的協議。
什麼時候應該使用UDP？
當對網路通訊質量要求不高的時候，要求網路通訊速度能儘量的快，這時就可以使用UDP。
七、DNS
DNS（Domain Name System，域名系統），因特網上作為域名和IP地址相互對映的一個分散式資料庫，能夠使使用者更方便的訪問網際網路，而不用去記住能夠被機器直接讀取的IP數串。通過主機名，最終得到該主機名對應的IP地址的過程叫做域名解析（或主機名解析）。DNS協議執行在UDP協議之上，使用埠號53。
八、TCP連線的建立與終止
1.三次握手
TCP是面向連線的，無論哪一方向另一方傳送資料之前，都必須先在雙方之間建立一條連線。在TCP/IP協議中，TCP協議提供可靠的連線服務，連線是通過三次握手進行初始化的。三次握手的目的是同步連線雙方的序列號和確認號並交換 TCP視窗大小資訊。
第一次握手： 建立連線。客戶端傳送連線請求報文段，將SYN位置為1，Sequence Number為x；然後，客戶端進入SYN_SEND狀態，等待伺服器的確認；
第二次握手： 伺服器收到SYN報文段。伺服器收到客戶端的SYN報文段，需要對這個SYN報文段進行確認，設定Acknowledgment Number為x+1(Sequence Number+1)；同時，自己自己還要傳送SYN請求資訊，將SYN位置為1，Sequence Number為y；伺服器端將上述所有資訊放到一個報文段（即SYN+ACK報文段）中，一併傳送給客戶端，此時伺服器進入SYN_RECV狀態；
第三次握手： 客戶端收到伺服器的SYN+ACK報文段。然後將Acknowledgment Number設定為y+1，向伺服器傳送ACK報文段，這個報文段傳送完畢以後，客戶端和伺服器端都進入ESTABLISHED狀態，完成TCP三次握手。
為什麼要三次握手？
為了防止已失效的連線請求報文段突然又傳送到了服務端，因而產生錯誤。
具體例子：“已失效的連線請求報文段”的產生在這樣一種情況下：client發出的第一個連線請求報文段並沒有丟失，而是在某個網路結點長時間的滯留了，以致延誤到連線釋放以後的某個時間才到達server。本來這是一個早已失效的報文段。但server收到此失效的連線請求報文段後，就誤認為是client再次發出的一個新的連線請求。於是就向client發出確認報文段，同意建立連線。假設不採用“三次握手”，那麼只要server發出確認，新的連線就建立了。由於現在client並沒有發出建立連線的請求，因此不會理睬server的確認，也不會向server傳送資料。但server卻以為新的運輸連線已經建立，並一直等待client發來資料。這樣，server的很多資源就白白浪費掉了。採用“三次握手”的辦法可以防止上述現象發生。例如剛才那種情況，client不會向server的確認發出確認。server由於收不到確認，就知道client並沒有要求建立連線。”
2.四次揮手
當客戶端和伺服器通過三次握手建立了TCP連線以後，當資料傳送完畢，肯定是要斷開TCP連線的啊。那對於TCP的斷開連線，這裡就有了神祕的“四次分手”。
第一次分手： 主機1（可以使客戶端，也可以是伺服器端），設定Sequence Number，向主機2傳送一個FIN報文段；此時，主機1進入FIN_WAIT_1狀態；這表示主機1沒有資料要傳送給主機2了；
第二次分手： 主機2收到了主機1傳送的FIN報文段，向主機1回一個ACK報文段，Acknowledgment Number為Sequence Number加1；主機1進入FIN_WAIT_2狀態；主機2告訴主機1，我“同意”你的關閉請求；
第三次分手： 主機2向主機1傳送FIN報文段，請求關閉連線，同時主機2進入LAST_ACK狀態；
第四次分手： 主機1收到主機2傳送的FIN報文段，向主機2傳送ACK報文段，然後主機1進入TIME_WAIT狀態；主機2收到主機1的ACK報文段以後，就關閉連線；此時，主機1等待2MSL後依然沒有收到回覆，則證明Server端已正常關閉，那好，主機1也可以關閉連線了。
為什麼要四次分手？
TCP協議是一種面向連線的、可靠的、基於位元組流的運輸層通訊協議。TCP是全雙工模式，這就意味著，當主機1發出FIN報文段時，只是表示主機1已經沒有資料要傳送了，主機1告訴主機2，它的資料已經全部傳送完畢了；但是，這個時候主機1還是可以接受來自主機2的資料；當主機2返回ACK報文段時，表示它已經知道主機1沒有資料傳送了，但是主機2還是可以傳送資料到主機1的；當主機2也傳送了FIN報文段時，這個時候就表示主機2也沒有資料要傳送了，就會告訴主機1，我也沒有資料要傳送了，之後彼此就會愉快的中斷這次TCP連線。
為什麼要等待2MSL？
MSL：報文段最大生存時間，它是任何報文段被丟棄前在網路內的最長時間。
原因有二：
- 保證TCP協議的全雙工連線能夠可靠關閉
- 保證這次連線的重複資料段從網路中消失
第一點：如果主機1直接CLOSED了，那麼由於IP協議的不可靠性或者是其它網路原因，導致主機2沒有收到主機1最後回覆的ACK。那麼主機2就會在超時之後繼續傳送FIN，此時由於主機1已經CLOSED了，就找不到與重發的FIN對應的連線。所以，主機1不是直接進入CLOSED，而是要保持TIME_WAIT，當再次收到FIN的時候，能夠保證對方收到ACK，最後正確的關閉連線。
第二點：如果主機1直接CLOSED，然後又再向主機2發起一個新連線，我們不能保證這個新連線與剛關閉的連線的埠號是不同的。也就是說有可能新連線和老連線的埠號是相同的。一般來說不會發生什麼問題，但是還是有特殊情況出現：假設新連線和已經關閉的老連線埠號是一樣的，如果前一次連線的某些資料仍然滯留在網路中，這些延遲資料在建立新連線之後才到達主機2，由於新連線和老連線的埠號是一樣的，TCP協議就認為那個延遲的資料是屬於新連線的，這樣就和真正的新連線的資料包發生混淆了。所以TCP連線還要在TIME_WAIT狀態等待2倍MSL，這樣可以保證本次連線的所有資料都從網路中消失。
九、TCP流量控制
如果傳送方把資料傳送得過快，接收方可能會來不及接收，這就會造成資料的丟失。所謂流量控制就是讓傳送方的傳送速率不要太快，要讓接收方來得及接收。
利用滑動視窗機制可以很方便地在TCP連線上實現對傳送方的流量控制。
設A向B傳送資料。在連線建立時，B告訴了A：“我的接收視窗是 rwnd = 400 ”(這裡的 rwnd 表示 receiver window) 。因此，傳送方的傳送視窗不能超過接收方給出的接收視窗的數值。請注意，TCP的視窗單位是位元組，不是報文段。假設每一個報文段為100位元組長，而資料包文段序號的初始值設為1。大寫ACK表示首部中的確認位ACK，小寫ack表示確認欄位的值ack。
從圖中可以看出，B進行了三次流量控制。第一次把視窗減少到 rwnd = 300 ，第二次又減到了 rwnd = 100 ，最後減到 rwnd = 0 ，即不允許傳送方再傳送資料了。這種使傳送方暫停傳送的狀態將持續到主機B重新發出一個新的視窗值為止。B向A傳送的三個報文段都設定了 ACK = 1 ，只有在ACK=1時確認號欄位才有意義。
TCP為每一個連線設有一個持續計時器(persistence timer)。只要TCP連線的一方收到對方的零視窗通知，就啟動持續計時器。若持續計時器設定的時間到期，就傳送一個零視窗控測報文段（攜1位元組的資料），那麼收到這個報文段的一方就重新設定持續計時器。
十、TCP擁塞控制
1.慢開始和擁塞避免
傳送方維持一個擁塞視窗 cwnd ( congestion window )的狀態變數。擁塞視窗的大小取決於網路的擁塞程度，並且動態地在變化。傳送方讓自己的傳送視窗等於擁塞視窗。
傳送方控制擁塞視窗的原則是：只要網路沒有出現擁塞，擁塞視窗就再增大一些，以便把更多的分組傳送出去。但只要網路出現擁塞，擁塞視窗就減小一些，以減少注入到網路中的分組數。
慢開始演算法：
當主機開始傳送資料時，如果立即所大量資料位元組注入到網路，那麼就有可能引起網路擁塞，因為現在並不清楚網路的負荷情況。
因此，較好的方法是 先探測一下，即由小到大逐漸增大傳送視窗，也就是說，由小到大逐漸增大擁塞視窗數值。
通常在剛剛開始傳送報文段時，先把擁塞視窗 cwnd 設定為一個最大報文段MSS的數值。而在每收到一個對新的報文段的確認後，把擁塞視窗增加至多一個MSS的數值。用這樣的方法逐步增大傳送方的擁塞視窗 cwnd ，可以使分組注入到網路的速率更加合理。
每經過一個傳輸輪次，擁塞視窗 cwnd 就加倍。一個傳輸輪次所經歷的時間其實就是往返時間RTT。不過“傳輸輪次”更加強調：把擁塞視窗cwnd所允許傳送的報文段都連續傳送出去，並收到了對已傳送的最後一個位元組的確認。
另，慢開始的“慢”並不是指cwnd的增長速率慢，而是指在TCP開始傳送報文段時先設定cwnd=1，使得傳送方在開始時只傳送一個報文段（目的是試探一下網路的擁塞情況），然後再逐漸增大cwnd。
為了防止擁塞視窗cwnd增長過大引起網路擁塞，還需要設定一個慢開始門限ssthresh狀態變數。慢開始門限ssthresh的用法如下：
- 當 cwnd <
ssthresh 時，使用上述的慢開始演算法。 - 當 cwnd >
ssthresh 時，停止使用慢開始演算法而改用擁塞避免演算法。 - 當 cwnd = ssthresh 時，既可使用慢開始演算法，也可使用擁塞控制避免演算法。
擁塞避免
讓擁塞視窗cwnd緩慢地增大，即每經過一個往返時間RTT就把傳送方的擁塞視窗cwnd加1，而不是加倍。這樣擁塞視窗cwnd按線性規律緩慢增長，比慢開始演算法的擁塞視窗增長速率緩慢得多。
無論在慢開始階段還是在擁塞避免階段，只要傳送方判斷網路出現擁塞（其根據就是沒有收到確認），就要把慢開始門限ssthresh設定為出現擁塞時的傳送 方視窗值的一半（但不能小於2）。然後把擁塞視窗cwnd重新設定為1，執行慢開始演算法。
這樣做的目的就是要迅速減少主機傳送到網路中的分組數，使得發生 擁塞的路由器有足夠時間把佇列中積壓的分組處理完畢。
如下圖，用具體數值說明了上述擁塞控制的過程。現在傳送視窗的大小和擁塞視窗一樣大。
2.快重傳和快恢復
快重傳
快重傳演算法首先要求接收方每收到一個失序的報文段後就立即發出重複確認（為的是使傳送方及早知道有報文段沒有到達對方）而不要等到自己傳送資料時才進行捎帶確認。
接收方收到了M1和M2後都分別發出了確認。現在假定接收方沒有收到M3但接著收到了M4。
顯然，接收方不能確認M4，因為M4是收到的失序報文段。根據 可靠傳輸原理，接收方可以什麼都不做，也可以在適當時機傳送一次對M2的確認。
但按照快重傳演算法的規定，接收方應及時傳送對M2的重複確認，這樣做可以讓 傳送方及早知道報文段M3沒有到達接收方。傳送方接著傳送了M5和M6。接收方收到這兩個報文後，也還要再次發出對M2的重複確認。這樣，傳送方共收到了 接收方的四個對M2的確認，其中後三個都是重複確認。
快重傳演算法還規定，傳送方只要一連收到三個重複確認就應當立即重傳對方尚未收到的報文段M3，而不必 繼續等待M3設定的重傳計時器到期。
由於傳送方儘早重傳未被確認的報文段，因此採用快重傳後可以使整個網路吞吐量提高約20%。
快恢復
與快重傳配合使用的還有快恢復演算法，其過程有以下兩個要點：
- 當傳送方連續收到三個重複確認，就執行“乘法減小”演算法，把慢開始門限ssthresh減半。
- 與慢開始不同之處是現在不執行慢開始演算法（即擁塞視窗cwnd現在不設定為1），而是把cwnd值設定為 慢開始門限ssthresh減半後的數值，然後開始執行擁塞避免演算法（“加法增大”），使擁塞視窗緩慢地線性增大。