本文记录面试中经常问到的与网络协议相关的面试题。持续更新.......
先搭个模块架子，后面慢慢记录！
三次握手
TCP报文段首部格式：
序号：本报文段所发送的数据的第一个字节的序号；
确认号ack：期待收到对方下一个报文段的第一个数据字节的序号；
确认ACK：占1位，仅当ACK=1时，确认号字段才有效。ACK=0时，确认号无效；
同步SYN：连接建立时用于同步序号。当SYN=1，ACK=0时表示：这是一个连接请求报文段；
若同意连接，则在响应报文段中使得SYN=1，ACK=1。因此，SYN=1表示这是一个连接请求，或连接接受报文；
终止FIN：用来释放一个连接。FIN=1表示：此报文段的发送方的数据已经发送完毕，并要求释放运输连接。
TCP建立连接的过程叫做握手，握手需要在客户和服务器之间交换三个TCP报文段。
最初客户端和服务端都处于CLOSED(关闭)状态。本例中A主动打开连接，B被动打开连接。
一开始，B的TCP服务器进程首先创建传输控制块TCB，准备接受客户端进程的连接请求。然后服务端进程就处于LISTEN(监听)状态，等待客户端的连接请求。如有，立即作出响应。
A的TCP客户端进程也是首先创建传输控制块TCB。然后，在打算建立TCP连接时，向B发出连接请求报文段，这时首部中的同步位SYN=1，同时选择一个初始序号seq=x。TCP规定，SYN报文段（即SYN=1的报文段）不能携带数据，但要消耗掉一个序号。这时，TCP客户进程进入SYN-SENT（同步已发送）状态。
B收到连接请求报文后，如果同意建立连接，则向A发送确认。在确认报文段中应把SYN位和ACK位都置1，确认号是ack = x + 1，同时也为自己选择一个初始序号seq = y。请注意，这个报文段也不能携带数据，但同样要消耗掉一个序号。这时TCP服务端进程进入SYN-RCVD（同步收到）状态。
TCP客户进程收到B的确认后，还要向B给出确认。确认报文段的ACK置1，确认号ack = y + 1，而自己的序号seq = x + 1。这时ACK报文段可以携带数据。但如果不携带数据则不消耗序号，这种情况下，下一个数据报文段的序号仍是seq = x + 1。这时，TCP连接已经建立，A进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。
为什么是三次握手，而不是两次握手或者四次握手呢？
不可以两次握手的原因：
为了防止已经失效的链接请求报文段突然又传送到了B，因而产生错误。比如下面这种情况：A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在网路结点长时间滞留了，以致于延误到连接释放以后的某个时间段才到达B。本来这是一个早已失效的报文段。但是B收到此失效的链接请求报文段后，就误认为A又发出一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。
对于上面这种情况，如果不进行第三次握手，B发出确认后就认为新的运输连接已经建立了，并一直等待A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。
如果采用了三次握手，由于A实际上并没有发出建立连接请求，所以不会理睬B的确认，也不会向B发送数据。B由于收不到确认，就知道A并没有要求建立连接。
不需要四次握手的原因：
有人可能会说A发出第三次握手的信息后在没有接收到B的请求就已经进入了连接状态，那如果A的这个确认包丢失或者滞留了怎么办？
我们需要明白一点，完全可靠的通信协议是不存在的。在经过三次握手之后，客户端和服务端已经可以确认之前的通信状况，都收到了确认信息。所以即便再增加握手次数也不能保证后面的通信完全可靠，所以是没有必要的。
四次挥手
数据传输结束后，通信的双方都可以释放连接。现在A和B都处于ESTABLISHED状态。
A的应用进程先向其TCP发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭TCP连接。A把连接释放报文段首部的终止控制位FIN置1，其序号aeq = u（等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1），这时A进入FIN-WAIT-1(终止等待1)状态，等待B的确认。请注意：TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也将消耗掉一个序号。
B收到连接释放报文段后立即发出确认，确认号是ack = u + 1，而这个报文段自己的序号是v（等于B前面已经传送过的数据的最后一个字节的序号加1）.然后B就进入CLOSE-WAIT(关闭等待)状态。TCP服务端进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的连接就释放了，这时的TCP连接处于半关闭（half-close）状态，即A已经没有数据要发送了，但B若发送数据，A仍要接收。也就是说，从B到A这个方向的连接并未关闭，这个状态可能会持续一段时间。
A收到来自B的确认后，就进入FIN-WAIT-2(终止等待2)状态，等待B发出的连接释放报文段。
若B已经没有要向A发送的数据，其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的连接释放报文段必须使FIN=1。假定B的序号为w（在半关闭状态，B可能又发送了一些数据）。B还必须重复上次已发送过的确认号ack = u + 1。这时B就进入LAST-ACK(最后确认)状态，等待A的确认。
A在收到B的连接释放报文后，必须对此发出确认。在确认报文段中把ACK置1，确认号ack = w + 1，而自己的序号seq = u + 1（前面发送的FIN报文段要消耗一个序号）。然后进入TIME-WAIT(时间等待)状态。请注意，现在TCP连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器设置的时间2MSL（MSL：最长报文段寿命）后，A才能进入到CLOSED状态，然后撤销传输控制块，结束这次TCP连接。当然如果B一收到A的确认就进入CLOSED状态，然后撤销传输控制块。所以在释放连接时，B结束TCP连接的时间要早于A。
为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间呢？
1、为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。这个ACK报文段有可能丢失，因而使处在LAST-ACK状态的B收不到对已发送的FIN+ACK报文段的确认。B会超时重传这个FIN+ACK报文段，而A就能在2MSL时间内收到这个重传的FIN+ACK报文段。接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后，A和B都正常进入到CLOSED状态。如果A在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是在发送完ACK报文段后立即释放连接，那么就无法收到B重传的FIN+ACK报文段，因而也不会再发送一次确认报文段，这样，B就无法按照正常步骤进入CLOSED状态。
2、防止已失效的连接请求报文段出现在本连接中。A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过时间2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样就可以使下一个连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。
保活计时器：
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。因此，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。