一、OSI模型
诞生于1983年，目的是为了网路通讯统一标准。分为7层，分别是：应用层、表示层、会话层、传输层、网络层、链路层、物理层，现在也分为5层，就是把应用层、表示层、会话层统称为应用层，模型图如下：
应用层：为用户提供接口/软件，例如，浏览器、 qq、微信，钉钉等等，用到的协议有HTTP/HTTPS、OICQ、BT、SIP、STMP等
表示层
会话层：主要用于会话的管理（建立、维持、关闭、区分）
传输层：为了实现数据的可靠/不可靠的传输，协议包括TCP/UDP等
网络层：提供三层（路由器）寻址、IP地址、三层（路由器）通信功能，IP协议
链路层：提供二层（交换机）寻址、MAC地址、二层（交换机）通信功能，以太网协议
物理层：网络接口
OSI的实现过程（数据封装传输解封装）：
二、TCP/IP协议簇：
1、Ethernet协议（以太网协议）
2、ARP协议：
工作原理：每台终端设备都有一张IP_MAC映射表，保存的是通信过同一网段的对方终端设备的IP所对应的MAC地址，当第一次通讯的时候，由于这张表没有对方的MAC地址，只能拿到IP地址，所以在链路层封装是没法进行下去的，因此需要拿到对方的MAC地址，此时ARP协议就起作用了。当发现没有MAC地址时，会发送ARP request，里面包含对方的IP地址，自己的IP地址和MAC地址，这个是一个全域广播的形式，就是所有的联网的终端都能够收到，如果不是自己的IP地址，就忽略掉这条消息，如果是自己则，回复一条单向的广播（ARP Reply）回复自己的MAC地址，收到回复后，写到IP_MAC映射表中，下次通信可以直接使用。
如果不是在同一网段，终端设备需要将目标IP与网关的MAC（通过ARP广播得到）地址绑定打包，网关发现目标ip不是自己，就会通过路由表找到目标路线上的下一个网关，通过ARP广播同样得到下一个网关的MAC，然后将自己的MAC地址作为源MAC地址，下一个网关MAC地址作为目标MAC地址，将数据发送到下一个网关，通过这样的循环，直到找到目标IP的MAC地址，最后将数据发给目标。
拓展：
ARP攻击：就是收到ARP广播后，第三方将自己的MAC地址回复给对方，通过多次回复，覆盖真实的MAC地址，从而达到数据截流。
3、IP协议：
数据在路由器传递的过程中，可能会造成数据在几个路由器循环传递，永远达不到对方，从而造成网络资源的浪费，为了防止这种情况设置了TTL时间参数，最多255，没传递一次减1，为0的时候丢掉这条数据。
头部校验是为了防止被第三方窜改数据
数据在网络传递过程中，会有数据大小的限制，即MTU，当发送的数据大于MTU的时候，就需要分片，分片是IP协议的一部分。有三个参数用来标记分片，主要是为了保证拿到分片组装起来的数据完整性。
4、ICMP协议：
原理：tracert也是不停的ping对方，不过是每次IP包的TTL值从1开始逐渐递增，为0，中间设备会返回超时包，并携带设备IP，直到目标IP设备收到消息后，回复reply包为止，如果的unix、linux系统，传输层用的是UDP协议。
UDP和DHCP协议：
DHCP协议：
TCP协议：
注意上图中的四个非常重要的东西：
Sequence Number是包的序号，用来解决网络包乱序（reordering）问题。
Acknowledgement Number就是ACK——用于确认收到，用来解决不丢包的问题。
Window又叫Advertised-Window，也就是著名的滑动窗口（Sliding Window），用于解决流控的。
TCP Flag ，也就是包的类型，主要是用于操控TCP的状态机的。
TCP的状态机
其实，网络上的传输是没有连接的，包括TCP也是一样的。而TCP所谓的“连接”，其实只不过是在通讯的双方维护一个“连接状态”，让它看上去好像有连接一样。所以，TCP的状态变换是非常重要的。
下面是：“TCP协议的状态机”（图片来源） 和 “TCP建链接”、“TCP断链接”、“传数据” 的对照图，我把两个图并排放在一起，这样方便在你对照着看。另外，下面这两个图非常非常的重要，你一定要记牢。
为什么建链接要3次握手，断链接需要4次挥手？
对于建链接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的双方要互相通知对方自己的初始化的Sequence Number（缩写为ISN：Inital Sequence Number）——所以叫SYN，全称Synchronize Sequence Numbers。也就上图中的 x 和 y。这个号要作为以后的数据通信的序号，以保证应用层接收到的数据不会因为网络上的传输的问题而乱序（TCP会用这个序号来拼接数据）。
对于4次挥手，其实你仔细看是2次，因为TCP是全双工的，所以，发送方和接收方都需要Fin和Ack。只不过，有一方是被动的，所以看上去就成了所谓的4次挥手。如果两边同时断连接，那就会就进入到CLOSING状态，然后到达TIME_WAIT状态。
关于建连接时SYN超时。试想一下，如果server端接到了clien发的SYN后回了SYN-ACK后client掉线了，server端没有收到client回来的ACK，那么，这个连接处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，server端如果在一定时间内没有收到的TCP会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻售，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才会把断开这个连接。
关于SYN Flood攻击。一些恶意的人就为此制造了SYN Flood攻击——给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_syncookies的参数来应对这个事——当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫cookie），如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个 SYN Cookie发回来，然后服务端可以通过cookie建连接（即使你不在SYN队列中）。请注意，请先千万别用tcp_syncookies来处理正常的大负载的连接的情况。因为，synccookies是妥协版的TCP协议，并不严谨。对于正常的请求，你应该调整三个TCP参数可供你选择，第一个是：tcp_synack_retries 可以用他来减少重试次数；第二个是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN连接数；第三个是：tcp_abort_on_overflow 处理不过来干脆就直接拒绝连接了。
关于ISN的初始化。ISN是不能hard code的，不然会出问题的——比如：如果连接建好后始终用1来做ISN，如果client发了30个segment过去，但是网络断了，于是 client重连，又用了1做ISN，但是之前连接的那些包到了，于是就被当成了新连接的包，此时，client的Sequence Number 可能是3，而Server端认为client端的这个号是30了。全乱了。RFC793中说，ISN会和一个假的时钟绑在一起，这个时钟会在每4微秒对ISN做加一操作，直到超过2^32，又从0开始。这样，一个ISN的周期大约是4.55个小时。因为，我们假设我们的TCP Segment在网络上的存活时间不会超过Maximum Segment Lifetime（缩写为MSL – Wikipedia语条），所以，只要MSL的值小于4.55小时，那么，我们就不会重用到ISN。
关于 MSL 和 TIME_WAIT。通过上面的ISN的描述，相信你也知道MSL是怎么来的了。我们注意到，在TCP的状态图中，从TIME_WAIT状态到CLOSED状态，有一个超时设置，这个超时设置是 2*MSL（RFC793定义了MSL为2分钟，Linux设置成了30s）为什么要这有TIME_WAIT？为什么不直接给转成CLOSED状态呢？主要有两个原因：1）TIME_WAIT确保有足够的时间让对端收到了ACK，如果被动关闭的那方没有收到Ack，就会触发被动端重发Fin，一来一去正好2个MSL，2）有足够的时间让这个连接不会跟后面的连接混在一起（你要知道，有些自做主张的路由器会缓存IP数据包，如果连接被重用了，那么这些延迟收到的包就有可能会跟新连接混在一起）。你可以看看这篇文章《TIME_WAIT and its design implications for protocols and scalable client server systems》
关于TIME_WAIT数量太多。从上面的描述我们可以知道，TIME_WAIT是个很重要的状态，但是如果在大并发的短链接下，TIME_WAIT 就会太多，这也会消耗很多系统资源。只要搜一下，你就会发现，十有八九的处理方式都是教你设置两个参数，一个叫tcp_tw_reuse，另一个叫tcp_tw_recycle的参数，这两个参数默认值都是被关闭的，后者recyle比前者resue更为激进，resue要温柔一些。另外，如果使用tcp_tw_reuse，必需设置tcp_timestamps=1，否则无效。这里，你一定要注意，打开这两个参数会有比较大的坑——可能会让TCP连接出一些诡异的问题（因为如上述一样，如果不等待超时重用连接的话，新的连接可能会建不上。正如官方文档上说的一样“It should not be changed without advice/request of technical experts”）。
关于tcp_tw_reuse。官方文档上说tcp_tw_reuse 加上tcp_timestamps（又叫PAWS, for Protection Against Wrapped Sequence Numbers）可以保证协议的角度上的安全，但是你需要tcp_timestamps在两边都被打开（你可以读一下tcp_twsk_unique的源码 ）。我个人估计还是有一些场景会有问题。
关于tcp_tw_recycle。如果是tcp_tw_recycle被打开了话，会假设对端开启了tcp_timestamps，然后会去比较时间戳，如果时间戳变大了，就可以重用。但是，如果对端是一个NAT网络的话（如：一个公司只用一个IP出公网）或是对端的IP被另一台重用了，这个事就复杂了。建链接的SYN可能就被直接丢掉了（你可能会看到connection time out的错误）（如果你想观摩一下Linux的内核代码，请参看源码 tcp_timewait_state_process）。
关于tcp_max_tw_buckets。这个是控制并发的TIME_WAIT的数量，默认值是180000，如果超限，那么，系统会把多的给destory掉，然后在日志里打一个警告（如：time wait bucket table overflow），官网文档说这个参数是用来对抗DDoS攻击的。也说的默认值180000并不小。这个还是需要根据实际情况考虑。
数据传输中的Sequence Number
下图是我从Wireshark中截了个我在访问coolshell.cn时的有数据传输的图给你看一下，SeqNum是怎么变的。（使用Wireshark菜单中的Statistics ->Flow Graph… ）
你可以看到，SeqNum的增加是和传输的字节数相关的。上图中，三次握手后，来了两个Len:1440的包，而第二个包的SeqNum就成了1441。然后第一个ACK回的是1441，表示第一个1440收到了。
TCP丢包时的重传机制：
TCP要保证所有的数据包都可以到达，所以，必需要有重传机制。
注意，接收端给发送端的Ack确认只会确认最后一个连续的包，比如，发送端发了1,2,3,4,5一共五份数据，接收端收到了1，2，于是回ack 3，然后收到了4（注意此时3没收到），此时的TCP会怎么办？我们要知道，因为正如前面所说的，SeqNum和Ack是以字节数为单位，所以ack的时候，不能跳着确认，只能确认最大的连续收到的包，不然，发送端就以为之前的都收到了。
超时重传机制
一种是不回ack，死等3，当发送方发现收不到3的ack超时后，会重传3。一旦接收方收到3后，会ack 回 4——意味着3和4都收到了。
但是，这种方式会有比较严重的问题，那就是因为要死等3，所以会导致4和5即便已经收到了，而发送方也完全不知道发生了什么事，因为没有收到Ack，所以，发送方可能会悲观地认为也丢了，所以有可能也会导致4和5的重传。
对此有两种选择：
一种是仅重传timeout的包。也就是第3份数据。
另一种是重传timeout后所有的数据，也就是第3，4，5这三份数据。
这两种方式有好也有不好。第一种会节省带宽，但是慢，第二种会快一点，但是会浪费带宽，也可能会有无用功。但总体来说都不好。因为都在等timeout，timeout可能会很长（在下篇会说TCP是怎么动态地计算出timeout的）
快速重传机制
于是，TCP引入了一种叫Fast Retransmit 的算法，不以时间驱动，而以数据驱动重传。也就是说，如果，包没有连续到达，就ack最后那个可能被丢了的包，如果发送方连续收到3次相同的ack，就重传。Fast Retransmit的好处是不用等timeout了再重传。
比如：如果发送方发出了1，2，3，4，5份数据，第一份先到送了，于是就ack回2，结果2因为某些原因没收到，3到达了，于是还是ack回2，后面的4和5都到了，但是还是ack回2，因为2还是没有收到，于是发送端收到了三个ack=2的确认，知道了2还没有到，于是就马上重转2。然后，接收端收到了2，此时因为3，4，5都收到了，于是ack回6。示意图如下：
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Fast Retransmit只解决了一个问题，就是timeout的问题，它依然面临一个艰难的选择，就是，是重传之前的一个还是重传所有的问题。对于上面的示例来说，是重传#2呢还是重传#2，#3，#4，#5呢？因为发送端并不清楚这连续的3个ack(2)是谁传回来的？也许发送端发了20份数据，是#6，#10，#20传来的呢。这样，发送端很有可能要重传从2到20的这堆数据（这就是某些TCP的实际的实现）。可见，这是一把双刃剑。
SACK 方法
另外一种更好的方式叫：Selective Acknowledgment (SACK)（参看RFC 2018），这种方式需要在TCP头里加一个SACK的东西，ACK还是Fast Retransmit的ACK，SACK则是汇报收到的数据碎版。参看下图：
image
这样，在发送端就可以根据回传的SACK来知道哪些数据到了，哪些没有到。于是就优化了Fast Retransmit的算法。当然，这个协议需要两边都支持。在 Linux下，可以通过tcp_sack参数打开这个功能（Linux 2.4后默认打开）。
这里还需要注意一个问题——接收方Reneging，所谓Reneging的意思就是接收方有权把已经报给发送端SACK里的数据给丢了。这样干是不被鼓励的，因为这个事会把问题复杂化了，但是，接收方这么做可能会有些极端情况，比如要把内存给别的更重要的东西。所以，发送方也不能完全依赖SACK，还是要依赖ACK，并维护Time-Out，如果后续的ACK没有增长，那么还是要把SACK的东西重传，另外，接收端这边永远不能把SACK的包标记为Ack。
注意：SACK会消费发送方的资源，试想，如果一个攻击者给数据发送方发一堆SACK的选项，这会导致发送方开始要重传甚至遍历已经发出的数据，这会消耗很多发送端的资源。详细的东西请参看《TCP SACK的性能权衡》
Duplicate SACK – 重复收到数据的问题
Duplicate SACK又称D-SACK，其主要使用了SACK来告诉发送方有哪些数据被重复接收了。RFC-2883 里有详细描述和示例。下面举几个例子（来源于RFC-2883）
D-SACK使用了SACK的第一个段来做标志，
如果SACK的第一个段的范围被ACK所覆盖，那么就是D-SACK
如果SACK的第一个段的范围被SACK的第二个段覆盖，那么就是D-SACK
示例一：ACK丢包
下面的示例中，丢了两个ACK，所以，发送端重传了第一个数据包（3000-3499），于是接收端发现重复收到，于是回了一个SACK=3000-3500，因为ACK都到了4000意味着收到了4000之前的所有数据，所以这个SACK就是D-SACK——旨在告诉发送端我收到了重复的数据，而且我们的发送端还知道，数据包没有丢，丢的是ACK包。
示例二，网络延误
下面的示例中，网络包（1000-1499）被网络给延误了，导致发送方没有收到ACK，而后面到达的三个包触发了“Fast Retransmit算法”，所以重传，但重传时，被延误的包又到了，所以，回了一个SACK=1000-1500，因为ACK已到了3000，所以，这个SACK是D-SACK——标识收到了重复的包。
这个案例下，发送端知道之前因为“Fast Retransmit算法”触发的重传不是因为发出去的包丢了，也不是因为回应的ACK包丢了，而是因为网络延时了。
可见，引入了D-SACK，有这么几个好处：
知道这些东西可以很好得帮助TCP了解网络情况，从而可以更好的做网络上的流控。
Linux下的tcp_dsack参数用于开启这个功能
