1、UDP 和 TCP 的特点与区别
用户数据报协议 UDP 是无连接的，尽最大可能交付，没有拥塞控制，面向报文（对于应用程序传下来的报文不合并也不拆分，只是添加 UDP 首部），支持一对一、一对多、多对一和多对多的交互通信。
传输控制协议 TCP是面向连接的，提供可靠交付，有流量控制，拥塞控制，提供全双工通信，面向字节流（把应用层传下来的报文看成字节流，把字节流组织成大小不等的数据块），每一条 TCP 连接只能是点对点的（一对一）。
什么是 TCP 的三次握手和四次挥手？
TCP 提供了一种可靠、面向连接、字节流、传输层的服务，采用三次握手建立一个连接；采用四次挥手来关闭一个连接。
一个 TCP 连接由一个 4 元组构成，分别是两个 IP 地址和两个端口号。一个TCP连接通常分为三个阶段：启动、数据传输、退出（关闭）。
三次握手
客户端 向 服务器 发送连接请求报文，SYN=1，ACK=0，选择一个初始的序号 x。
服务器收到连接请求报文，如果同意建立连接，则向客户端发送连接确认报文，SYN=1，ACK=1，确认号为 x+1，同时也选择一个初始的序号 y。
客户端收到服务器的连接确认报文后，还要向服务器发出确认，确认号为 y+1，序号为 x+1。
为什么三次？
1.第三次握手是为了防止失效的连接请求到达服务器，让服务器错误打开连接。
2、换个易于理解的视角来看为什么要 3 次握手。
客户端和服务端通信前要进行连接，“3次握手”的作用就是双方都能明确自己和对方的收、发能力是正常的。
第一次握手：客户端发送网络包，服务端收到了。这样服务端就能得出结论：客户端的发送能力、服务端的接收能力是正常的。
第二次握手：服务端发包，客户端收到了。这样客户端就能得出结论：服务端的接收、发送能力，客户端的接收、发送能力是正常的。从客户端的视角来看，我接到了服务端发送过来的响应数据包，说明服务端接收到了我在第一次握手时发送的网络包，并且成功发送了响应数据包，这就说明，服务端的接收、发送能力正常。而另一方面，我收到了服务端的响应数据包，说明我第一次发送的网络包成功到达服务端，这样，我自己的发送和接收能力也是正常的。
第三次握手：客户端发包，服务端收到了。这样服务端就能得出结论：客户端的接收、发送能力，服务端的发送、接收能力是正常的。第一、二次握手后，服务端并不知道客户端的接收能力以及自己的发送能力是否正常。而在第三次握手时，服务端收到了客户端对第二次握手作的回应。从服务端的角度，我在第二次握手时的响应数据发送出去了，客户端接收到了。所以，我的发送能力是正常的。而客户端的接收能力也是正常的。
四次挥手
客户端发送一个 FIN 段，并包含一个希望接收者看到的自己当前的序列号 K. 同时还包含一个 ACK 表示确认对方最近一次发过来的数据。
服务端将 K 值加 1 作为 ACK 序号值，表明收到了上一个包。这时上层的应用程序会被告知另一端发起了关闭操作，通常这将引起应用程序发起自己的关闭操作。
服务端发起自己的 FIN 段，ACK=K+1, Seq=L。
客户端确认。进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。ACK=L+1。
为什么建立连接是三次握手，而关闭连接却是四次挥手呢？
- TCP连接是双向传输的对等的模式，就是说双方都可以同时向对方发送或接收数据。当有一方要关闭连接时，会发送指令告知对方，我要关闭连接了。
2、这时对方会回一个ACK，此时一个方向的连接关闭。但是另一个方向仍然可以继续传输数据，也就是说，服务端收到客户端的 FIN 标志，知道客户端想要断开这次连接了，但是，我服务端，我还想发数据呢？我等到发送完了所有的数据后，会发送一个 FIN 段来关闭此方向上的连接。接收方发送 ACK确认关闭连接。
注意，接收到FIN报文的一方只能回复一个ACK, 它是无法马上返回对方一个FIN报文段的，因为结束数据传输的“指令”是上层应用层给出的，我只是一个“搬运工”，我无法了解“上层的意志”。
3、客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器会发送 FIN 连接释放报文。
4、因为服务端在 LISTEN 状态下，收到建立连接请求的 SYN 报文后，把 ACK 和 SYN 放在一个报文里发送给客户端。而关闭连接时，当收到对方的 FIN 报文时，仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据，己方是否现在关闭发送数据通道，需要上层应用来决定，因此，己方 ACK 和 FIN 一般都会分开发。
客户端接收到服务器端的 FIN 报文后进入此状态，此时并不是直接进入 CLOSED 状态，还需要等待一个时间计时器设置的时间 2MSL。这么做有两个理由：1.确保最后一个确认报文能够到达。如果服务器没收到客户端发送来的确认报文，那么就会重新发送连接释放请求报文，客户端等待一段时间就是为了处理这种情况的发生。
2.等待一段时间是为了让本连接持续时间内所产生的所有报文都从网络中消失，使得下一个新的连接不会出现旧的连接请求报文。
TCP 短连接和长连接的区别
短连接：客户端向服务器发送消息，服务器回应客户端，然后一次读写就完成了，这时候双方任何一个都可以发起 close 操作，不过一般都是客户端先发起 close 操作。短连接一般只会在 Client/Server 间传递一次读写操作。
短连接的优点：管理起来比较简单，建立存在的连接都是有用的连接，不需要额外的控制手段。
长连接：客户端与服务器完成一次读写之后，它们之间的连接并不会主动关闭，后续的读写操作会继续使用这个连接。
在长连接的应用场景下，客户端一般不会主动关闭它们之间的连接，客户端与服务器之间的连接如果一直不关闭的话，随着客户端连接越来越多，服务器压力也越来越大，这时候服务器端需要采取一些策略，如关闭一些长时间没有读写事件发生的连接，这样可以避免一些恶意连接导致服务器端服务受损；如果条件再允许可以以客户端为颗粒度，限制每个客户端的最大长连接数，从而避免某个客户端连累后端的服务。长连接和短连接的产生在于 客户端和服务器采取的关闭策略，具体的应用场景采用具体的策略。
TCP粘包、拆包及解决办法
为什么常说 TCP 有粘包和拆包的问题而不说 UDP ？
UDP 是基于报文发送的，UDP首部采用了 16bit 来指示 UDP 数据报文的长度，因此在应用层能很好的将不同的数据报文区分开，从而避免粘包和拆包的问题。
而 TCP 是基于字节流的，虽然应用层和 TCP 传输层之间的数据交互是大小不等的数据块，但是 TCP 并没有把这些数据块区分边界，仅仅是一连串没有结构的字节流；另外从 TCP 的帧结构也可以看出，在 TCP 的首部没有表示数据长度的字段，基于上面两点，在使用 TCP 传输数据时，才有粘包或者拆包现象发生的可能。
什么是粘包、拆包？
假设 Client 向 Server 连续发送了两个数据包，用 packet1 和 packet2 来表示，那么服务端收到的数据可以分为三种情况，现列举如下：
第一种情况，接收端正常收到两个数据包，即没有发生拆包和粘包的现象。
第二种情况，接收端只收到一个数据包，但是这一个数据包中包含了发送端发送的两个数据包的信息，这种现象即为粘包。这种情况由于接收端不知道这两个数据包的界限，所以对于接收端来说很难处理。
第三种情况，这种情况有两种表现形式，如下图。接收端收到了两个数据包，但是这两个数据包要么是不完整的，要么就是多出来一块，这种情况即发生了拆包和粘包。这两种情况如果不加特殊处理，对于接收端同样是不好处理的。
为什么会发生 TCP 粘包、拆包？
要发送的数据大于 TCP 发送缓冲区剩余空间大小，将会发生拆包。
待发送数据大于 MSS（最大报文长度），TCP 在传输前将进行拆包。
要发送的数据小于 TCP 发送缓冲区的大小，TCP 将多次写入缓冲区的数据一次发送出去，将会发生粘包。
接收数据端的应用层没有及时读取接收缓冲区中的数据，将发生粘包。
粘包、拆包解决办法
由于 TCP 本身是面向字节流的，无法理解上层的业务数据，所以在底层是无法保证数据包不被拆分和重组的，这个问题只能通过上层的应用协议栈设计来解决，根据业界的主流协议的解决方案，归纳如下：
1.消息定长：发送端将每个数据包封装为固定长度（不够的可以通过补 0 填充），这样接收端每次接收缓冲区中读取固定长度的数据就自然而然的把每个数据包拆分开来。
2.设置消息边界：服务端从网络流中按消息边界分离出消息内容。在包尾增加回车换行符进行分割，例如 FTP 协议。
3.将消息分为消息头和消息体：消息头中包含表示消息总长度（或者消息体长度）的字段。
4.更复杂的应用层协议比如 Netty 中实现的一些协议都对粘包、拆包做了很好的处理。
TCP 可靠传输
TCP 使用超时重传来实现可靠传输：如果一个已经发送的报文段在超时时间内没有收到确认，那么就重传这个报文段。
一个报文段从发送再到接收到确认所经过的时间称为往返时间 RTT，加权平均往返时间 RTTs 计算如下：
RTTs = (1-a)(RTTs)+aRTT
其中，0 ≤ a ＜ 1，RTTs 随着 a 的增加更容易受到 RTT 的影响。超时时间 RTO 应该略大于 RTTs，TCP 使用的超时时间计算如下：
RTO=RTTs+4*RTTd
其中 RTTd 为偏差的加权平均值。
TCP 滑动窗口
窗口是缓存的一部分，用来暂时存放字节流。发送方和接收方各有一个窗口，接收方通过 TCP 报文段中的窗口字段告诉发送方自己的窗口大小，发送方根据这个值和其它信息设置自己的窗口大小。
发送窗口内的字节都允许被发送，接收窗口内的字节都允许被接收。如果发送窗口左部的字节已经发送并且收到了确认，那么就将发送窗口向右滑动一定距离，直到左部第一个字节不是已发送并且已确认的状态；接收窗口的滑动类似，接收窗口左部字节已经发送确认并交付主机，就向右滑动接收窗口。
接收窗口只会对窗口内最后一个按序到达的字节进行确认，例如接收窗口已经收到的字节为 {31, 34, 35}，其中 {31} 按序到达，而 {34, 35} 就不是，因此只对字节 31 进行确认。发送方得到一个字节的确认之后，就知道这个字节之前的所有字节都已经被接收。
TCP 流量控制
流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。
接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。
实际上，为了避免此问题的产生，发送端主机会时不时的发送一个叫做窗口探测的数据段，此数据段仅包含一个字节来获取最新的窗口大小信息。
流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。
TCP 拥塞控制
如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。
TCP 主要通过四个算法来进行拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。
发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。
为了便于讨论，做如下假设：
接收方有足够大的接收缓存，因此不会发生流量控制；
虽然 TCP 的窗口基于字节，但是这里设窗口的大小单位为报文段。
慢开始与拥塞避免
发送的最初执行慢开始，令 cwnd = 1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 …
注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能性也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。
如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd / 2，然后重新执行慢开始。
快重传与快恢复
在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。
在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。
在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd / 2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。
慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。
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