网络的网络
网络把主机连接起来，而互联网是把多种不同的网络连接起来，因此互联网是网络的网络。
ISP
互联网服务提供商 ISP 可以从互联网管理机构获得许多 IP 地址，同时拥有通信线路以及路由器等联网设备，个人或机构向 ISP 缴纳一定的费用就可以接入互联网。
目前的互联网是一种多层次 ISP 结构，ISP 根据覆盖面积的大小分为第一层 ISP、区域 ISP 和接入 ISP。互联网交换点 IXP 允许两个 ISP 直接相连而不用经过第三个 ISP。
主机之间的通信方式
- 客户-服务器（C/S）：客户是服务的请求方，服务器是服务的提供方。
- 对等（P2P）：不区分客户和服务器。
电路交换与分组交换
1. 电路交换
电路交换用于电话通信系统，两个用户要通信之前需要建立一条专用的物理链路，并且在整个通信过程中始终占用该链路。由于通信的过程中不可能一直在使用传输线路，因此电路交换对线路的利用率很低，往往不到 10%。
2. 分组交换
每个分组都有首部和尾部，包含了源地址和目的地址等控制信息，在同一个传输线路上同时传输多个分组互相不会影响，因此在同一条传输线路上允许同时传输多个分组，也就是说分组交换不需要占用传输线路。
在一个邮局通信系统中，邮局收到一份邮件之后，先存储下来，然后把相同目的地的邮件一起转发到下一个目的地，这个过程就是存储转发过程，分组交换也使用了存储转发过程。
详细解读：
首部指明了该分组发送的地址，当交换机收到分组之后，将根据首部中的地址信息将分组转发到目的地，这个过程就是分组交换
分组交换网一般由分组交换机、网络管理中心、远程集中器、分组装拆设备、分组终端/非分组终端和传输线路等基本设备组成。
分组交换的本质就是存储转发，它将所接受的分组暂时存储下来，在目的方向路由上排队，当它可以发送信息时，再将信息发送到相应的路由上，完成转发。其存储转发的过程就是分组交换的过程。
时延
总时延 = 排队时延 + 处理时延 + 传输时延 + 传播时延
1. 排队时延
分组在路由器的输入队列和输出队列中排队等待的时间，取决于网络当前的通信量。
2. 处理时延
主机或路由器收到分组时进行处理所需要的时间，例如分析首部、从分组中提取数据、进行差错检验或查找适当的路由等。
3. 传输时延
主机或路由器传输数据帧所需要的时间。
其中 l 表示数据帧的长度，v 表示传输速率。
4. 传播时延
电磁波在信道中传播所需要花费的时间，电磁波传播的速度接近光速。
其中 l 表示信道长度，v 表示电磁波在信道上的传播速度。
计算机网络体系结构
五层协议
应用层 ：DNS HTTP SMTP(发送协议常用 SMTP，读取协议常用 POP3 和 IMAP。) DHCP FTP TELNET
应用层(application-layer）的任务是通过应用进程间的交互来完成特定网络应用。应用层协议定义的是应用进程（进程：主机中正在运行的程序）间的通信和交互的规则。对于不同的网络应用需要不同的应用层协议。在互联网中应用层协议很多，如域名系统DNS，支持万维网应用的 HTTP协议，支持电子邮件的 SMTP协议等等。我们把应用层交互的数据单元称为报文。
DNS HTTP SMTP
域名系统
域名系统(Domain Name System缩写 DNS，Domain Name被译为域名)是因特网的一项核心服务，它作为可以将域名和IP地址相互映射的一个分布式数据库，能够使人更方便的访问互联网，而不用去记住能够被机器直接读取的IP数串。（百度百科）例如：一个公司的 Web 网站可看作是它在网上的门户，而域名就相当于其门牌地址，通常域名都使用该公司的名称或简称。例如上面提到的微软公司的域名，类似的还有：IBM 公司的域名是 www.ibm.com、Oracle 公司的域名是 www.oracle.com、Cisco公司的域名是 www.cisco.com 等。
HTTP协议
超文本传输协议（HTTP，HyperText Transfer Protocol)是互联网上应用最为广泛的一种网络协议。所有的 WWW（万维网） 文件都必须遵守这个标准。设计 HTTP 最初的目的是为了提供一种发布和接收 HTML 页面的方法。（百度百科）
传输层 ： TCP UDP
运输层(transport layer)的主要任务就是负责向两台主机进程之间的通信提供通用的数据传输服务。应用进程利用该服务传送应用层报文。“通用的”是指并不针对某一个特定的网络应用，而是多种应用可以使用同一个运输层服务。由于一台主机可同时运行多个线程，因此运输层有复用和分用的功能。所谓复用就是指多个应用层进程可同时使用下面运输层的服务，分用和复用相反，是运输层把收到的信息分别交付上面应用层中的相应进程。
运输层包括两种协议：
传输控制协议 TCP，提供面向连接、可靠的数据传输服务，数据单位为报文段；
用户数据报协议 UDP，提供无连接、尽最大努力的数据传输服务，数据单位为用户数据报。TCP 主要提供完整性服务，UDP 主要提供及时性服务
网络层 ：IP ARP ICMP IGMP
在 计算机网络中进行通信的两个计算机之间可能会经过很多个数据链路，也可能还要经过很多通信子网。网络层的任务就是选择合适的网间路由和交换结点， 确保数据及时传送。 在发送数据时，网络层把运输层产生的报文段或用户数据报封装成分组和包进行传送。在 TCP/IP 体系结构中，由于网络层使用 IP 协议，因此分组也叫 IP 数据报 ，简称 数据报。
这里要注意：不要把运输层的“用户数据报 UDP ”和网络层的“ IP 数据报”弄混。另外，无论是哪一层的数据单元，都可笼统地用“分组”来表示。
数据链路层 ：CSMA/CD 协议 PPP 协议
数据链路层(data link layer)通常简称为链路层。两台主机之间的数据传输，总是在一段一段的链路上传送的，这就需要使用专门的链路层的协议。 在两个相邻节点之间传送数据时，数据链路层将网络层交下来的 IP 数据报组装成帧，在两个相邻节点间的链路上传送帧。每一帧包括数据和必要的控制信息（如同步信息，地址信息，差错控制等）。
在接收数据时，控制信息使接收端能够知道一个帧从哪个比特开始和到哪个比特结束。这样，数据链路层在收到一个帧后，就可从中提出数据部分，上交给网络层。 控制信息还使接收端能够检测到所收到的帧中有无差错。如果发现差错，数据链路层就简单地丢弃这个出了差错的帧，以避免继续在网络中传送下去白白浪费网络资源。如果需要改正数据在链路层传输时出现差错（这就是说，数据链路层不仅要检错，而且还要纠错），那么就要采用可靠性传输协议来纠正出现的差错。这种方法会使链路层的协议复杂些。
物理层 ：
在物理层上所传送的数据单位是比特。 物理层(physical layer)的作用是实现相邻计算机节点之间比特流的透明传送，尽可能屏蔽掉具体传输介质和物理设备的差异(对于链路层而言 我不必担心具体要怎么传输 相当于我都给你封装好了)。 使其上面的数据链路层不必考虑网络的具体传输介质是什么。“透明传送比特流”表示经实际电路传送后的比特流没有发生变化，对传送的比特流来说，这个电路好像是看不见的。
在互联网使用的各种协中最重要和最著名的就是 TCP/IP 两个协议。现在人们经常提到的TCP/IP并不一定单指TCP和IP这两个具体的协议，而往往表示互联网所使用的整个TCP/IP协议族。
2. OSI
其中表示层和会话层用途如下：
表示层 ：数据压缩、加密以及数据描述，这使得应用程序不必关心在各台主机中数据内部格式不同的问题。
会话层 ：建立及管理会话。
五层协议没有表示层和会话层，而是将这些功能留给应用程序开发者处理。
3. TCP/IP
它只有四层，相当于五层协议中数据链路层和物理层合并为网络接口层。
TCP/IP 体系结构不严格遵循 OSI 分层概念，应用层可能会直接使用 IP 层或者网络接口层。
4. 数据在各层之间的传递过程
在向下的过程中，需要添加下层协议所需要的首部或者尾部，而在向上的过程中不断拆开首部和尾部。
路由器只有下面三层协议，因为路由器位于网络核心中，不需要为进程或者应用程序提供服务，因此也就不需要传输层和应用层。
物理层
通信方式
根据信息在传输线上的传送方向，分为以下三种通信方式：
- 单工通信：单向传输
- 半双工通信：双向交替传输 双向要么都发送 要么都接收
- 全双工通信：双向同时传输
带通调制
模拟信号是连续的信号，数字信号是离散的信号。带通调制把数字信号转换为模拟信号。
集线器
集线器起到了一个将网线集结起来的作用，实现最初级的网络互通。集线器是通过网线直接传送数据的，我们说他工作在物理层。
链路层
基本问题
封装成帧
将网络层传下来的分组添加首部和尾部，用于标记帧的开始和结束。
透明传输： 首部和尾部的转义字符
透明表示一个实际存在的事物看起来好像不存在一样。
帧使用首部和尾部进行定界，如果帧的数据部分含有和首部尾部相同的内容，那么帧的开始和结束位置就会被错误的判定。需要在数据部分出现首部尾部相同的内容前面插入转义字符。如果数据部分出现转义字符，那么就在转义字符前面再加个转义字符。在接收端进行处理之后可以还原出原始数据。这个过程透明传输的内容是转义字符，用户察觉不到转义字符的存在。
差错检测
目前数据链路层广泛使用了循环冗余检验（CRC）来检查比特差错。
信道分类
1. 广播信道
一对多通信，一个节点发送的数据能够被广播信道上所有的节点接收到。
所有的节点都在同一个广播信道上发送数据（肯定会导致碰撞），因此需要有专门的控制方法进行协调，避免发生冲突（冲突也叫碰撞）。
主要有两种控制方法进行协调，一个是使用信道复用技术，一是使用 CSMA/CD 协议。
2. 点对点信道
一对一通信。
因为不会发生碰撞，因此也比较简单，使用 PPP 协议进行控制。
信道复用技术
1. 频分复用
频分复用的所有主机在相同的时间占用不同的频率带宽资源。
2. 时分复用
时分复用的所有主机在不同的时间占用相同的频率带宽资源。
3. 统计时分复用
是对时分复用的一种改进，不固定每个用户在时分复用帧中的位置，只要有数据就集中起来组成统计时分复用帧然后发送。
4. 波分复用
光的频分复用。由于光的频率很高，因此习惯上用波长而不是频率来表示所使用的光载波。
5. 码分复用
为每个用户分配 m bit 的码片，并且所有的码片正交，对于任意两个码片
为了讨论方便，取 m=8，设码片  为 00011011。在拥有该码片的用户发送比特 1 时就发送该码片，发送比特 0 时就发送该码片的反码 11100100。
在计算时将 00011011 记作 (-1 -1 -1 +1 +1 -1 +1 +1)，可以得到 把0看作-1 1看成1 再组成向量（-1,-1,-1,1,1,-1,1,1)
反码。
利用上面的式子我们知道，当接收端使用码片  取消 对接收到的数据进行内积运算时，结果为 0 的是其它用户发送的数据，结果为 1 的是用户发送的比特 1，结果为 -1 的是用户发送的比特 0。
码分复用需要发送的数据量为原先的 m 倍。
CSMA/CD 协议
CSMA/CD 表示载波监听多点接入 / 碰撞检测。
CSMA/CD的基本原理是：所有节点都共享网络传输信道，节点在发送数据之前，首先检测信道是否空闲，如果信道空闲则发送，否则就等待；在发送出信息后，再对冲突进行检测，当发现冲突时，则取消发送。
- 多点接入 ：说明这是总线型网络，许多主机以多点的方式连接到总线上。
- 载波监听 ：每个主机都必须不停地监听信道。在发送前，如果监听到信道正在使用，就必须等待。
- 碰撞检测 ：在发送中，如果监听到信道已有其它主机正在发送数据，就表示发生了碰撞
碰撞检测”就是计算机边发送数据边检测信道上的信号电压大小。
为什么要进行碰撞检测？
（1）由于电磁波在总线上的传播速率是有限的，当某个站监听到总线是空闲时，也可能总线并非真正是空闲的。
（2）A 向 B 发出的信息，要经过一定的时间后才能传送到 B。
（3）B 若在 A 发送的信息到达 B 之前发送自己的帧 (因为这时 B 的载波监听检测不到 A 所发送的信息)，则必然要在某个时间和 A 发送的帧发生碰撞。
（4）碰撞的结果是两个帧都变得无用。
记端到端的传播时延为 τ，最先发送的站点最多经过 2τ 就可以知道是否发生了碰撞，称 2τ 为 争用期 。只有经过争用期之后还没有检测到碰撞，才能肯定这次发送不会发生碰撞。
当发生碰撞时，站点要停止发送，等待一段时间再发送。这个时间采用 截断二进制指数退避算法 来确定。从离散的整数集合 {0, 1, .., (2k-1)} 中随机取出一个数，记作 r，然后取 r 倍的争用期作为重传等待时间。
PPP 协议
互联网用户通常需要连接到某个 ISP 之后才能接入到互联网，PPP 协议是用户计算机和 ISP 进行通信时所使用的数据链路层协议。
PPP 的帧格式：
- F 字段为帧的定界符
- A 和 C 字段暂时没有意义
- FCS 字段是使用 CRC 的检验序列
- 信息部分的长度不超过 1500
MAC 地址
MAC 地址是链路层地址，长度为 6 字节（48 位），用于唯一标识网络适配器（网卡）。
一台主机拥有多少个网络适配器就有多少个 MAC 地址。例如笔记本电脑普遍存在无线网络适配器和有线网络适配器，因此就有两个 MAC 地址。
局域网
局域网是一种典型的广播信道，主要特点是网络为一个单位所拥有，且地理范围和站点数目均有限。
主要有以太网、令牌环网、FDDI 和 ATM 等局域网技术，目前以太网占领着有线局域网市场。
可以按照网络拓扑结构对局域网进行分类：
以太网
以太网是一种星型拓扑结构局域网。
早期使用集线器进行连接，集线器是一种物理层设备， 作用于比特而不是帧
目前以太网使用交换机，交换机是一种链路层设备，它不会发生碰撞，能根据 MAC 地址进行存储转发。
交换机
由于交换机是根据网口地址传送信息，比网线直接传送多了一个步骤，我们也说交换机工作在数据链路层。
交换机具有自学习能力，学习的是交换表的内容，交换表中存储着 MAC 地址到交换机接口的映射。
正是由于这种自学习能力，因此交换机是一种即插即用设备，不需要网络管理员手动配置交换表内容。
下图中，交换机有 4 个接口，主机 A 向主机 B 发送数据帧时，交换机把主机 A 到接口 1 的映射写入交换表中。为了发送数据帧到 B，先查交换表，此时没有主机 B 的表项，那么主机 A 就发送广播帧，主机 C 和主机 D 会丢弃该帧，主机 B 回应该帧向主机 A 发送数据包时，交换机查找交换表得到主机 A 映射的接口为 1，就发送数据帧到接口 1，同时交换机添加主机 B 到接口 2 的映射。
虚拟局域网
虚拟局域网可以建立与物理位置无关的逻辑组，只有在同一个虚拟局域网中的成员才会收到链路层广播信息。
例如下图中 (A1, A2, A3, A4) 属于一个虚拟局域网，A1 发送的广播会被 A2、A3、A4 收到，而其它站点收不到。
使用 VLAN 干线连接来建立虚拟局域网，每台交换机上的一个特殊接口被设置为干线接口，以互连 VLAN 交换机。IEEE 定义了一种扩展的以太网帧格式 802.1Q，它在标准以太网帧上加进了 4 字节首部 VLAN 标签，用于表示该帧属于哪一个虚拟局域网。
网络层
概述
因为网络层是整个互联网的核心，因此应当让网络层尽可能简单。网络层向上只提供简单灵活的、无连接的、尽最大努力交互的数据报服务。
使用 IP 协议，可以把异构的物理网络连接起来，使得在网络层看起来好像是一个统一的网络。
与 IP 协议配套使用的还有三个协议：
- 地址解析协议 ARP（Address Resolution Protocol）
- 网际控制报文协议 ICMP（Internet Control Message Protocol）
- 网际组管理协议 IGMP（Internet Group Management Protocol）
IP 数据报格式 首部+数据部分
版本 : 有 4（IPv4）和 6（IPv6）两个值；
首部长度 : 占 4 位，因此最大值为 15。值为 1 表示的是 1 个 32 位字的长度，也就是 4 字节。因为固定部分长度为 20 字节，因此该值最小为 5。如果可选字段的长度不是 4 字节的整数倍，就用尾部的填充部分来填充。
区分服务 : 用来获得更好的服务，一般情况下不使用。
总长度 : 包括首部长度和数据部分长度。
生存时间 ：TTL，它的存在是为了防止无法交付的数据报在互联网中不断兜圈子。以路由器跳数为单位，当 TTL 为 0 时就丢弃数据报。
协议 ：指出携带的数据应该上交给哪个协议进行处理，例如 ICMP、TCP、UDP 等。
首部检验和 ：因为数据报每经过一个路由器，都要重新计算检验和，因此检验和不包含数据部分可以减少计算的工作量。
标识 : 在数据报长度过长从而发生分片的情况下，相同数据报的不同分片具有相同的标识符。
片偏移 : 和标识符一起，用于发生分片的情况。片偏移的单位为 8 字节。
IP 地址编址方式
IP 地址的编址方式经历了三个历史阶段：
1. 分类
由两部分组成，网络号和主机号，其中不同分类具有不同的网络号长度，并且是固定的。
IP 地址 ::= {< 网络号 >, < 主机号 >}
2. 子网划分
通过在主机号字段中拿一部分作为子网号，把两级 IP 地址划分为三级 IP 地址。
IP 地址 ::= {< 网络号 >, < 子网号 >, < 主机号 >}
要使用子网，必须配置子网掩码。一个 B 类地址的默认子网掩码为 255.255.0.0，如果 B 类地址的子网占两个比特，那么子网掩码为 11111111 11111111 11000000 00000000，也就是 255.255.192.0。
注意，外部网络看不到子网的存在。
3. 无分类
无分类编址 CIDR 消除了传统 A 类、B 类和 C 类地址以及划分子网的概念，使用网络前缀和主机号来对 IP 地址进行编码，网络前缀的长度可以根据需要变化。
IP 地址 ::= {< 网络前缀号 >, < 主机号 >}
CIDR 的记法上采用在 IP 地址后面加上网络前缀长度的方法，例如 128.14.35.7/20 表示前 20 位为网络前缀。
CIDR 的地址掩码可以继续称为子网掩码，子网掩码首 1 长度为网络前缀的长度。
举个例子：
例如：已知一个IP地址是：128.14.35.7/20，那么这个已知条件告诉大家的并不仅仅是一个IP地址这么简单，我们来分析一下。
即前20位是网络前缀，后12位是主机号，那么我们通过令主机号分别为全0和全1就可以得到一个CIDR地址块的最小地址和最大地址，即
最小地址是：128.14.32.0 = 10000000 00001110 00100000 00000000
最大地址是：128.14.47.255 = 10000000 00001110 00101111 11111111
子网掩码是：255.255.240.0 = 11111111 11111111 11110000 00000000
一个 CIDR 地址块中有很多地址，一个 CIDR 表示的网络就可以表示原来的很多个网络，并且在路由表中只需要一个路由就可以代替原来的多个路由，减少了路由表项的数量。把这种通过使用网络前缀来减少路由表项的方式称为路由聚合，也称为构成超网 。
在路由表中的项目由“网络前缀”和“下一跳地址”组成，在查找时可能会得到不止一个匹配结果，应当采用最长前缀匹配来确定应该匹配哪一个。
地址解析协议 ARP ARP 实现由 IP 地址得到 MAC 地址
网络层实现主机之间的通信 ---网络地址，而链路层实现具体每段链路之间的通信 -- 物理地址。因此在通信过程中，IP 数据报的源地址和目的地址始终不变，而 MAC 地址随着链路的改变而改变。
每个主机都有一个 ARP 高速缓存，里面有本局域网上的各主机和路由器的 IP 地址到 MAC 地址的映射表。
如果主机 A 知道主机 B 的 IP 地址，但是 ARP 高速缓存中没有该 IP 地址到 MAC 地址的映射，此时主机 A 通过广播的方式发送 ARP 请求分组，主机 B 收到该请求后会发送 ARP 响应分组给主机 A 告知其 MAC 地址，随后主机 A 向其高速缓存中写入主机 B 的 IP 地址到 MAC 地址的映射。
网际控制报文协议 ICMP 追踪路径或者测试连通性
ICMP 是为了更有效地转发 IP 数据报和提高交付成功的机会。它封装在 IP 数据报中，但是不属于高层协议。
ICMP 报文分为差错报告报文和询问报文。
1. Ping -----发送 Echo 请求报文
Ping 是 ICMP 的一个重要应用，主要用来测试两台主机之间的连通性。
Ping 的原理是通过向目的主机发送 ICMP Echo 请求报文，目的主机收到之后会发送 Echo 回答报文。Ping 会根据时间和成功响应的次数估算出数据包往返时间以及丢包率。
2. Traceroute -----发送终点不可达差错报告报文
Traceroute 是 ICMP 的另一个应用，用来跟踪一个分组从源点到终点的路径。
Traceroute 发送的 IP 数据报封装的是无法交付的 UDP 用户数据报，并由目的主机发送终点不可达差错报告报文。
- 源主机向目的主机发送一连串的 IP 数据报。第一个数据报 P1 的生存时间 TTL 设置为 1，当 P1 到达路径上的第一个路由器 R1 时，R1 收下它并把 TTL 减 1，此时 TTL 等于 0，R1 就把 P1 丢弃，并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报告报文；
- 源主机接着发送第二个数据报 P2，并把 TTL 设置为 2。P2 先到达 R1，R1 收下后把 TTL 减 1 再转发给 R2，R2 收下后也把 TTL 减 1，由于此时 TTL 等于 0，R2 就丢弃 P2，并向源主机发送一个 ICMP 时间超过差错报文。
- 不断执行这样的步骤，直到最后一个数据报刚刚到达目的主机，主机不转发数据报，也不把 TTL 值减 1。但是因为数据报封装的是无法交付的 UDP，因此目的主机要向源主机发送 ICMP 终点不可达差错报告报文。
- 之后源主机知道了到达目的主机所经过的路由器 IP 地址以及到达每个路由器的往返时间。
虚拟专用网 VPN
由于 IP 地址的紧缺，一个机构能申请到的 IP 地址数往往远小于本机构所拥有的主机数。并且一个机构并不需要把所有的主机接入到外部的互联网中，机构内的计算机可以使用仅在本机构有效的 IP 地址（专用地址）。
有三个专用地址块：
- 10.0.0.0 ~ 10.255.255.255
- 172.16.0.0 ~ 172.31.255.255
- 192.168.0.0 ~ 192.168.255.255
VPN 使用公用的互联网作为本机构各专用网之间的通信载体。专用指机构内的主机只与本机构内的其它主机通信；虚拟指好像是，而实际上并不是，它有经过公用的互联网。
下图中，场所 A 和 B 的通信经过互联网，如果场所 A 的主机 X 要和另一个场所 B 的主机 Y 通信，IP 数据报的源地址是 10.1.0.1，目的地址是 10.2.0.3。数据报先发送到与互联网相连的路由器 R1，R1 对内部数据进行加密，然后重新加上数据报的首部，源地址是路由器 R1 的全球地址 125.1.2.3，目的地址是路由器 R2 的全球地址 194.4.5.6。路由器 R2 收到数据报后将数据部分进行解密，恢复原来的数据报，此时目的地址为 10.2.0.3，就交付给 Y。
网络地址转换 NAT
专用网内部的主机使用本地 IP 地址又想和互联网上的主机通信时，可以使用 NAT 来将本地 IP 转换为全球 IP。
在以前，NAT 将本地 IP 和全球 IP 一一对应，这种方式下拥有 n 个全球 IP 地址的专用网内最多只可以同时有 n 台主机接入互联网。为了更有效地利用全球 IP 地址，现在常用的 NAT 转换表把传输层的端口号也用上了，使得多个专用网内部的主机共用一个全球 IP 地址。使用端口号的 NAT 也叫做网络地址与端口转换 NAPT。
我叫网关路由器，我在网络中的位置是这样的：
为啥叫网关呢？因为大家想上网，一定得经过我这一关。
这不是开玩笑，确实是这样！所有的对局域网之外的访问那非得经过我不可。
其实我直接和ISP(就是联通)的网络相连，我从联通运营商那里搞了一个外网的地址：61.52.247.112。
可是只有这么一个地址，我们局域网内这么多电脑，如果轮流着让每个电脑去用，那大家可就抱怨死了。
于是我巧妙的构思了一个网络世界，成功的欺骗了TP-Link 7954这些网卡们。
1、NAT（网络地址转换）
因为我不仅仅是个路由器，还是一个DHCP服务器，掌握着这个局域网的IP生杀大权。
我给TP-Link 7954 分配的IP是 192.168.1.2，但是他拿这个地址是无法直接上网的。因为这是属于我管辖的内网地址，别的网站像www.baidu.com根本都不知道！
即使知道了也没用，因为在这个世界上可能有无数的路由器都会分配192.168.xxx.xxx 这样的地址，你到底要找哪一个？
所以TP-Link 7954想上网必须得通过我，我需要施展一点点小魔法，比如说它想访问百度，通过交换机给我发来这么一个数据帧：
我把数据链路层的外衣去掉，发现IP数据包中的目标地址是115.239.211.112，我就知道这是要向外网发出请求了。（因为不是该网址不在当前局域网的网段中）
于是我就把IP数据包中的源地址192.168.1.2替换成我从联通那里搞到的外网地址61.52.247.112。
这还不够，我会创建一个新的端口号2001，把TCP数据包中的源端口也替换掉，数据包就变成了这个样子：
不知道你看出来其中的奥妙没有，我把源地址和源端口都替换了，其实我的目的就是让外部的网络认为这是我（路由器）发出的，他们根本不知道什么TP-Link 7954 这个网卡！
然后我需要查一下我的路由表，确定到底转发到哪个输出端口去，再给这个IP数据报穿上数据链路层的外衣，把数据包发给了联通的网络，剩下的事我就不管了。
注意看以太网帧的MAC地址，源地址已经是我了，而不是TP-Link 7954了，因为这是我和联通网络之间的数据链路。
这个替换源地址和源端口的小把戏就叫做网络地址转换，人类简称为NAT。
当然不只是TP-Link7954通过我上网，还有很多别的电脑呢，我得把我的小把戏记下来，形成这么一张表：
过了不久，baidu 网站的回复就会通过别的路由器转到我这里。正如你所想的，我需要反过来处理一遍：首先去掉数据链路层的外衣，发现TCP和IP数据报中包含这样的信息：目的地IP-61.52.247.112 ，端口-2001。
这时候我就去查表，找到了192.168.1.2:3345，我就明白这是给TP-Link 7954的信了。
那就再次把数据报中的IP地址和端口号改了吧，让TP-Link 7954 认为这个数据包就是我给他的。
就这样，我成功的用区区一个外网的IP就支持了局域网内多个电脑的上网需求，并且他们根本就不知道是怎么回事！
2、NAT穿越
欺骗终究是不能长久的，我的麻烦很快就来了。
TP-Link 7954 所在的机器为了下载一个大电影，安装了一个P2P软件：电驴。
所谓的P2P 就是Peer to Peer，即网络中的机器是对等的。
所有使用电驴的机器不仅仅是一个发起请求下载数据的客户端，他们同时也是一个能够接受请求，向外发送数据的服务器。
这样一来，当下载大文件的时候，你就可以从很多安装了电驴的机器上分块下载，而不是仅仅从一个服务器上下载，速度快了很多。
人人为我，我为人人啊。
可是TP-Link7954 很快就发现，当它试图做服务器的时候，其他电驴根本就连不上它，为什么？
因为IP地址是我分配的啊，是个内网地址 192.168.1.2，外网的人根本就不知道，怎么连？
TP-Link 7954 给我发了一封措辞严厉的信件，质问我为什么他没法作为一个服务器接受外边的连接，这强烈的阻碍了他们下载各种电影的需求。
我估摸着是瞒不住了，只好把所有的网卡都召集起来，开个会大家商量一下。
我解释说：“现在IP地址很稀缺，我用这种NAT的方法也是不得已而为之，要不然大家怎么上网啊，你们之前不是过的也挺好吗？ 我听说电驴会占用很大的流量，我们公司很快就会禁止的。”
D-Link3925 说：“公司的政策根本不是你应该考虑的事，你考虑的是怎么才能让外网的电驴连上我们！”
可是我实在是没有办法，就这一个外网的IP地址啊。
TP-Link 7954倒是很聪明，他立刻就意识到了问题所在，想出了解决办法：
“这样吧，路由器你不是擅长搞玩小把戏吗？可以继续玩下去。但是得允许我们这些网卡参与进来玩，比如说我（ip地址192.168.1.2）会主动的要求你建立一个NAT映射 (192.168.1.2 : 4096) <-> (61.52.247.112: 3001)。
“你还可以保存在你的NAT表中，然后我就会对外通告了，我是一个电驴服务器。谁要是想连接我的话，请到这里来：61.52.247.112: 3001，当外网的连接来的时候，你必须把连接请求转发到我这里来。”
大家一致认为这个方法很简单、很实用，就这么决定了。
“码农翻身”公众号注：这其实就是UPnP , 你打开你的无线路由器，就能看到 ：
事情就这么解决了，生活又恢复了平静。当然，我作为一个路由器，这些NAT、UPnP都是我的附加功能。我最重要的事情还是建立路由表，做路由选择、转发IP数据包，下次再说吧。
路由器的结构
不同村落通信时，信息经协议加工成统一形式，再经由一个特殊的设备传送出去。这个设备就叫做路由器。路由器通过IP地址寻址，我们说它工作在计算机的网络层。
总结：交换机适合局域网内互联，路由器实现全网段互联。
单独解释一下猫：猫的学名叫调制解调器，它的作用是将数字信号（电脑想要发送的信息）转换成模拟信号（网线中的电流脉冲）从而使信息在网线中传输。
路由器从功能上可以划分为：路由选择和分组转发。
分组转发结构由三个部分组成：交换结构、一组输入端口和一组输出端口。
路由器分组转发流程
- 从数据报的首部提取目的主机的 IP 地址 D，得到目的网络地址 N。
- 若 N 就是与此路由器直接相连的某个网络地址，则进行直接交付；
- 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由，则把数据报传送给表中所指明的下一跳路由器；
- 若路由表中有到达网络 N 的路由，则把数据报传送给路由表中所指明的下一跳路由器；
- 若路由表中有一个默认路由，则把数据报传送给路由表中所指明的默认路由器；
- 报告转发分组出错。
路由选择协议
路由选择协议都是自适应的，能随着网络通信量和拓扑结构的变化而自适应地进行调整。
互联网可以划分为许多较小的自治系统 AS，一个 AS 可以使用一种和别的 AS 不同的路由选择协议。
可以把路由选择协议划分为两大类：
- 自治系统内部的路由选择：RIP 和 OSPF
- 自治系统间的路由选择：BGP
1. 内部网关协议 RIP
RIP 是一种基于距离向量的路由选择协议。距离是指跳数，直接相连的路由器跳数为 1。跳数最多为 15，超过 15 表示不可达。
RIP 按固定的时间间隔仅和相邻路由器交换自己的路由表，经过若干次交换之后，所有路由器最终会知道到达本自治系统中任何一个网络的最短距离和下一跳路由器地址。
距离向量算法：
- 对地址为 X 的相邻路由器发来的 RIP 报文，先修改报文中的所有项目，把下一跳字段中的地址改为 X，并把所有的距离字段加 1；
- 对修改后的 RIP 报文中的每一个项目，进行以下步骤：
- 若原来的路由表中没有目的网络 N，则把该项目添加到路由表中；
- 否则：若下一跳路由器地址是 X，则把收到的项目替换原来路由表中的项目；否则：若收到的项目中的距离 d 小于路由表中的距离，则进行更新（例如原始路由表项为 Net2, 5, P，新表项为 Net2, 4, X，则更新）；否则什么也不做。
- 若 3 分钟还没有收到相邻路由器的更新路由表，则把该相邻路由器标为不可达，即把距离置为 16。
RIP 协议实现简单，开销小。但是 RIP 能使用的最大距离为 15，限制了网络的规模。并且当网络出现故障时，要经过比较长的时间才能将此消息传送到所有路由器。
RIP运行例子
在一开始，所有路由器中的路由表只有自己所直接连接的网络的路由表项信息。但不是RIP路由表项，是直连路由表项，无需下一跳（用“--”表示），度量“距离”也均为0 ，各路由器的初始路由表如图所示，均只有两条直连网络的路由表项
接下来，各路由器就会按设置的周期（默认为30秒）向邻居路由器发送路由更新了。具体哪个路由器会先发送路由更新，取决于哪个路由器先开了。现假设路由器R2先收到来自路由器R1和R3的路由更新，然后就更新自己的路由表，如图所示。从中可以看出，它新添加了分别通过R1和R3到达10.0.0.0网络和30.0.0.0网络的路由表项，度量值均为1，因为它只经过了一跳
R2更新自己的路由表后，会把完整的路由表发给邻居路由器R1和R3。路由器R1和R3分别再进行更新。根据前面介绍的RIP路由表更新的规则可以知道，R1对每项度量进行加1，得到的路由表如图所示
然后R1再把图8-9所示的路由表与自己原来的路由表进行比较，凡是新添加的，和度量值小于等于原来的路由表项均将更新，度量值更大的路由表项将忽略更新。经过行比较发现有两条新的路由表项，其目的网络分别为30.0.0.0和40.0.0.0，直接在路由表中添加。而原来已有的两条10.0.0.0和20.0.0.0表项，发现路由度量（“距离”）值1比原来的0还大，忽略更新，结果就得到R1更新后的路由表，如图所示
2. 内部网关协议 OSPF（RIP需要不断发送请求来更新路由表）
开放最短路径优先 OSPF，是为了克服 RIP 的缺点而开发出来的。
开放表示 OSPF 不受某一家厂商控制，而是公开发表的；最短路径优先表示使用了 Dijkstra 提出的最短路径算法 SPF。
OSPF 具有以下特点：
- 向本自治系统中的所有路由器发送信息，这种方法是洪泛法。
- 发送的信息就是与相邻路由器的链路状态，链路状态包括与哪些路由器相连以及链路的度量，度量用费用、距离、时延、带宽等来表示。
- 只有当链路状态发生变化时，路由器才会发送信息。
所有路由器都具有全网的拓扑结构图，并且是一致的。相比于 RIP，OSPF 的更新过程收敛的很快。
3. 外部网关协议 BGP
BGP（Border Gateway Protocol，边界网关协议）
AS 之间的路由选择很困难，主要是由于：
- 互联网规模很大；
- 各个 AS 内部使用不同的路由选择协议，无法准确定义路径的度量；
- AS 之间的路由选择必须考虑有关的策略，比如有些 AS 不愿意让其它 AS 经过。
BGP 只能寻找一条比较好的路由，而不是最佳路由。
每个 AS 都必须配置 BGP 发言人，通过在两个相邻 BGP 发言人之间建立 TCP 连接来交换路由信息。
传输层
网络层只把分组发送到目的主机，但是真正通信的并不是主机而是主机中的进程。传输层提供了进程间的逻辑通信，传输层向高层用户屏蔽了下面网络层的核心细节，使应用程序看起来像是在两个传输层实体之间有一条端到端的逻辑通信信道。
UDP 和 TCP 的特点
用户数据报协议 UDP（User Datagram Protocol）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（Transmission Control Protocol）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）。
UDP 首部格式
首部字段只有 8 个字节，包括源端口、目的端口、长度、检验和。12 字节的伪首部是为了计算检验和临时添加的。
TCP 首部格式
序号 ：用于对字节流进行编号，例如序号为 301，表示第一个字节的编号为 301，如果携带的数据长度为 100 字节，那么下一个报文段的序号应为 401。
确认号 ：期望收到的下一个报文段的序号。例如 B 正确收到 A 发送来的一个报文段，序号为 501，携带的数据长度为 200 字节，因此 B 期望下一个报文段的序号为 701，B 发送给 A 的确认报文段中确认号就为 701。
数据偏移 ：指的是数据部分距离报文段起始处的偏移量，实际上指的是首部的长度。
确认 ACK ：当 ACK=1 时确认号字段有效，否则无效。TCP 规定，在连接建立后所有传送的报文段都必须把 ACK 置 1。
同步 SYN ：在连接建立时用来同步序号。当 SYN=1，ACK=0 时表示这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则响应报文中 SYN=1，ACK=1。
终止 FIN ：用来释放一个连接，当 FIN=1 时，表示此报文段的发送方的数据已发送完毕，并要求释放连接。
窗口 ：窗口值作为接收方让发送方设置其发送窗口的依据。之所以要有这个限制，是因为接收方的数据缓存空间是有限的。
TCP 的三次握手
A的序号 确认号 B的序号 确认号
假设 A 为客户端，B 为服务器端。
1 A发出序号X的数据并且请求互动
2 B收到X 希望A再发送X+1 同时发送给A的序号是y
3 A收到序号y并且发送给B X+1,希望收到B的y+1
首先 B 处于 LISTEN（监听）状态，等待客户的连接请求。
A 向 B 发送连接请求报文，SYN=1，ACK=0，选择一个初始的序号 x。
B 收到连接请求报文，如果同意建立连接，则向 A 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。
A 收到 B 的连接确认报文后，还要向 B 发出确认，ACK = 1,确认号为 y+1，序号为 x+1。
B 收到 A 的确认后，连接建立。
三次握手的原因
三次握手的目的是建立可靠的通信信道，说到通讯，简单来说就是数据的发送与接收，而三次握手最主要的目的就是双方确认自己与对方的发送与接收是正常的。
第一次握手：Client 什么都不能确认；Server 确认了对方发送正常，自己接收正常
第二次握手：Client 确认了：自己发送、接收正常，对方发送、接收正常；Server 确认了：对方发送正常，自己接收正常
第三次握手：Client 确认了：自己发送、接收正常，对方发送、接收正常；Server 确认了：自己发送、接收正常，对方发送、接收正常
所以三次握手就能确认双发收发功能都正常，缺一不可。
TCP 的四次挥手
以下描述不讨论序号和确认号，因为序号和确认号的规则比较简单。并且不讨论 ACK，因为 ACK 在连接建立之后都为 1。
A 发送连接释放报文，FIN=1。
B 收到之后发出确认，此时 TCP 属于半关闭状态，B 能向 A 发送数据但是 A 不能向 B 发送数据。
当 B 不再需要连接时，发送连接释放报文，FIN=1。
A 收到后发出确认，进入 TIME-WAIT 状态，等待 2 MSL（最大报文存活时间）后释放连接。
B 收到 A 的确认后释放连接。
四次挥手的原因
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。
TIME_WAIT
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：
确保最后一个确认报文能够到达。如果 B 没收到 A 发送来的确认报文，那么就会重新发送连接释放请求报文，A 等待一段时间就是为了处理这种情况的发生。
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 可靠传输
- 应用数据被分割成 TCP 认为最适合发送的数据块。
- TCP 给发送的每一个包进行编号，接收方对数据包进行排序，把有序数据传送给应用层。
- 校验和： TCP 将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错，TCP 将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段。
- TCP 的接收端会丢弃重复的数据。
- 流量控制： TCP 连接的每一方都有固定大小的缓冲空间，TCP的接收端只允许发送端发送接收端缓冲区能接纳的数据。当接收方来不及处理发送方的数据，能提示发送方降低发送的速率，防止包丢失。TCP 使用的流量控制协议是可变大小的滑动窗口协议。 （TCP 利用滑动窗口实现流量控制，控制发送的数据量）
- 拥塞控制： 当网络拥塞时，减少数据的发送。
- ARQ协议： 也是为了实现可靠传输的，它的基本原理就是每发完一个分组就停止发送，等待对方确认。在收到确认后再发下一个分组。
- 超时重传： 当 TCP 发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能及时收到一个确认，将重发这个报文段。
4.1 ARQ协议
自动重传请求（Automatic Repeat-reQuest，ARQ）是OSI模型中数据链路层和传输层的错误纠正协议之一。它通过使用确认和超时这两个机制，在不可靠服务的基础上实现可靠的信息传输。如果发送方在发送后一段时间之内没有收到确认帧，它通常会重新发送。ARQ包括停止等待ARQ协议和连续ARQ协议。
停止等待ARQ协议
- 停止等待协议是为了实现可靠传输的，它的基本原理就是每发完一个分组就停止发送，等待对方确认（回复ACK）。如果过了一段时间（超时时间后），还是没有收到 ACK 确认，说明没有发送成功，需要重新发送，直到收到确认后再发下一个分组；
- 在停止等待协议中，若接收方收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认；
优点： 简单
缺点： 信道利用率低，等待时间长
1) 无差错情况:
发送方发送分组,接收方在规定时间内收到,并且回复确认.发送方再次发送。
2) 出现差错情况（超时重传）:
停止等待协议中超时重传是指只要超过一段时间仍然没有收到确认，就重传前面发送过的分组（认为刚才发送过的分组丢失了）。因此每发送完一个分组需要设置一个超时计时器，其重传时间应比数据在分组传输的平均往返时间更长一些。这种自动重传方式常称为 自动重传请求 ARQ 。另外在停止等待协议中若收到重复分组，就丢弃该分组，但同时还要发送确认。
3) 确认丢失和确认迟到
- 确认丢失 ：确认消息在传输过程丢失。当A发送M1消息，B收到后，B向A发送了一个M1确认消息，但却在传输过程中丢失。而A并不知道，在超时计时过后，A重传M1消息，B再次收到该消息后采取以下两点措施：1. 丢弃这个重复的M1消息，不向上层交付。 2. 向A发送确认消息。（不会认为已经发送过了，就不再发送。A能重传，就证明B的确认消息丢失）。
- 确认迟到 ：确认消息在传输过程中迟到。A发送M1消息，B收到并发送确认。在超时时间内没有收到确认消息，A重传M1消息，B仍然收到并继续发送确认消息（B收到了2份M1）。此时A收到了B第二次发送的确认消息。接着发送其他数据。过了一会，A收到了B第一次发送的对M1的确认消息（A也收到了2份确认消息）。处理如下：1. A收到重复的确认后，直接丢弃。2. B收到重复的M1后，也直接丢弃重复的M1。
连续ARQ协议
连续 ARQ 协议可提高信道利用率。发送方维持一个发送窗口，凡位于发送窗口内的分组可以连续发送出去，而不需要等待对方确认。接收方一般采用累计确认，对按序到达的最后一个分组发送确认，表明到这个分组为止的所有分组都已经正确收到了。
优点： 信道利用率高，容易实现，即使确认丢失，也不必重传。
缺点： 不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有分组的信息。 比如：发送方发送了 5条 消息，中间第三条丢失（3号），这时接收方只能对前两个发送确认。发送方无法知道后三个分组
为什么有的流量控制，还需要拥塞控制？
- 流控只简单地表明了接收方的处理能力，并不能代表中间网络的处理能力
- 如果一开始把流控窗口内的数据全部发送出去，中间路由器（或者链路等）可能一时处理不了如此多的突发流量
的下落，而只好把后三个全部重传一次。这也叫 Go-Back-N（回退 N），表示需要退回来重传已经发送过的 N 个消息。
4.2 滑动窗口和流量控制
TCP 利用滑动窗口实现流量控制。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。
4.3 拥塞控制
在某段时间，若对网络中某一资源的需求超过了该资源所能提供的可用部分，网络的性能就要变坏。这种情况就叫拥塞。拥塞控制就是为了防止过多的数据注入到网络中，这样就可以使网络中的路由器或链路不致过载。拥塞控制所要做的都有一个前提，就是网络能够承受现有的网络负荷。拥塞控制是一个全局性的过程，涉及到所有的主机，所有的路由器，以及与降低网络传输性能有关的所有因素。相反，流量控制往往是点对点通信量的控制，是个端到端的问题。流量控制所要做到的就是抑制发送端发送数据的速率，以便使接收端来得及接收。
为了进行拥塞控制，TCP 发送方要维持一个 拥塞窗口(cwnd) 的状态变量。拥塞控制窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态变化。发送方让自己的发送窗口取为拥塞窗口和接收方的接受窗口中较小的一个。
TCP的拥塞控制采用了四种算法，即 慢开始 、 拥塞避免 、快重传 和 快恢复。在网络层也可以使路由器采用适当的分组丢弃策略（如主动队列管理 AQM），以减少网络拥塞的发生。
- 慢开始： 慢开始算法的思路是当主机开始发送数据时，如果立即把大量数据字节注入到网络，那么可能会引起网络阻塞，因为现在还不知道网络的符合情况。经验表明，较好的方法是先探测一下，即由小到大逐渐增大发送窗口，也就是由小到大逐渐增大拥塞窗口数值。cwnd初始值为1，每经过一个传播轮次，cwnd加倍。
- 拥塞避免： cwnd增加到门限值的时候，拥塞避免算法的思路是让拥塞窗口cwnd缓慢增大，即每经过一个往返时间RTT就把发送放的cwnd加1. 再往下如果网络拥塞了，门限值变为此时的cwnd / 2，cwnd变为0重新开始慢恢复
- 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。 -
 应用层 域名系统 DNS 是一个分布式数据库，提供了主机名和 IP 地址之间相互转换的服务。这里的分布式数据库是指，每个站点只保留它自己的那部分数据。 域名具有层次结构，从上到下依次为：根域名、顶级域名、二级域名。  DNS 可以使用 UDP 或者 TCP 进行传输，使用的端口号都为 53。大多数情况下 DNS 使用 UDP 进行传输，这就要求域名解析器和域名服务器都必须自己处理超时和重传从而保证可靠性。在两种情况下会使用 TCP 进行传输： - 如果返回的响应超过的 512 字节（UDP 最大只支持 512 字节的数据）。
- 区域传送（区域传送是主域名服务器向辅助域名服务器传送变化的那部分数据）。
文件传送协议
FTP 使用 TCP 进行连接，它需要两个连接来传送一个文件：
- 控制连接：服务器打开端口号 21 等待客户端的连接，客户端主动建立连接后，使用这个连接将客户端的命令传送给服务器，并传回服务器的应答。
- 数据连接：用来传送一个文件数据。
根据数据连接是否是服务器端主动建立，FTP 有主动和被动两种模式：
主动模式要求客户端开放端口号给服务器端，需要去配置客户端的防火墙。被动模式只需要服务器端开放端口号即可，无需客户端配置防火墙。但是被动模式会导致服务器端的安全性减弱，因为开放了过多的端口号。
动态主机配置协议
DHCP (Dynamic Host Configuration Protocol) 提供了即插即用的连网方式，用户不再需要手动配置 IP 地址等信息。
DHCP 配置的内容不仅是 IP 地址，还包括子网掩码、网关 IP 地址。
DHCP 工作过程如下：
- 客户端发送 Discover 报文，该报文的目的地址为 255.255.255.255:67，源地址为 0.0.0.0:68，被放入 UDP 中，该报文被广播到同一个子网的所有主机上。如果客户端和 DHCP 服务器不在同一个子网，就需要使用中继代理。
- DHCP 服务器收到 Discover 报文之后，发送 Offer 报文给客户端，该报文包含了客户端所需要的信息。因为客户端可能收到多个 DHCP 服务器提供的信息，因此客户端需要进行选择。
- 如果客户端选择了某个 DHCP 服务器提供的信息，那么就发送 Request 报文给该 DHCP 服务器。
- DHCP 服务器发送 Ack 报文，表示客户端此时可以使用提供给它的信息。
远程登录协议
TELNET 用于登录到远程主机上，并且远程主机上的输出也会返回。
TELNET 可以适应许多计算机和操作系统的差异，例如不同操作系统系统的换行符定义。
电子邮件协议
一个电子邮件系统由三部分组成：用户代理、邮件服务器以及邮件协议。
邮件协议包含发送协议和读取协议，发送协议常用 SMTP，读取协议常用 POP3 和 IMAP。
1. SMTP
SMTP 只能发送 ASCII 码，而互联网邮件扩充 MIME 可以发送二进制文件。MIME 并没有改动或者取代 SMTP，而是增加邮件主体的结构，定义了非 ASCII 码的编码规则。
2. POP3
POP3 的特点是只要用户从服务器上读取了邮件，就把该邮件删除。
3. IMAP
IMAP 协议中客户端和服务器上的邮件保持同步，如果不手动删除邮件，那么服务器上的邮件也不会被删除。IMAP 这种做法可以让用户随时随地去访问服务器上的邮件。
常用端口
| 应用 | 应用层协议 | 端口号 | 传输层协议 | 备注 | | 域名解析 | DNS | 53 | UDP/TCP | 长度超过 512 字节时使用 TCP | | 动态主机配置协议 | DHCP | 67/68 | UDP | | | 简单网络管理协议 | SNMP | 161/162 | UDP | | | 文件传送协议 | FTP | 20/21 | TCP | 控制连接 21，数据连接 20 | | 远程终端协议 | TELNET | 23 | TCP | | | 超文本传送协议 | HTTP | 80 | TCP | | | 简单邮件传送协议 | SMTP | 25 | TCP | | | 邮件读取协议 | POP3 | 110 | TCP | | | 网际报文存取协议 | IMAP | 143 | TCP | |
Web 页面请求过程
主机如果没有ip地址先通过dhcp获取；
浏览器中输入URL
浏览器要将URL解析为IP地址，解析域名就要用到DNS协议，首先主机会查询DNS的缓存，如果没有就给本地DNS发送查询请求。DNS查询分为两种方式，一种是递归查询，一种是迭代查询。如果是迭代查询，本地的DNS服务器，向根域名服务器发送查询请求，根域名服务器告知该域名的一级域名服务器，然后本地服务器给该一级域名服务器发送查询请求，然后依次类推直到查询到该域名的IP地址。DNS服务器是基于UDP的，因此会用到UDP协议。
得到IP地址后，浏览器就要与服务器发送一个http请求。因此要用到http协议。http生成一个get请求报文，将该报文传给TCP层处理，所以还会用到TCP协议。如果采用https还会使用https协议先对http数据进行加密。TCP层如果有需要先将HTTP数据包分片，分片依据路径MTU和MSS。TCP的数据包然后会发送给IP层，用到IP协议。IP层通过路由选路，一跳一跳发送到目的地址。当然在一个网段内的寻址是通过以太网协议实现(也可以是其他物理层协议，比如PPP，SLIP)，以太网协议需要知道目的IP地址的物理地址，有需要ARP协议。
服务器“处理”请求
服务器端收到请求后的由web服务器（准确说应该是http服务器）处理请求，诸如Apache、Ngnix、IIS等。web服务器解析用户请求，知道了需要调度哪些资源文件，再通过相应的这些资源文件处理用户请求和参数，并调用数据库信息，最后将结果通过web服务器返回给浏览器客户端。
服务器发回一个HTML响应
关闭Tcp链接
为了避免服务器与客户端双方的资源占用和损耗，当双方没有请求或响应传递时，任意一方都可以发起关闭请求。与创建TCP连接的3次握手类似，关闭TCP连接，需要4次握手。
浏览器解析HTML
准确地说，浏览器需要加载解析的不仅仅是HTML，还包括CSS、JS。以及还要加载图片、视频等其他媒体资源。
浏览器布局渲染
用到的协议：
DNS协议，http协议，https协议属于应用层
TCP/UDP属于传输层
IP协议，ARP协议属于网络层
RIP协议 OSPF BHGP
HTTP
一 、基础概念
URI
URI 包含 URL 和 URN。
请求和响应报文
1. 请求报文
2. 响应报文
二、HTTP 方法
客户端发送的 请求报文 第一行为请求行，包含了方法字段。
GET
获取资源
当前网络请求中，绝大部分使用的是 GET 方法。
HEAD
获取报文首部
和 GET 方法类似，但是不返回报文实体主体部分。
主要用于确认 URL 的有效性以及资源更新的日期时间等。
POST
传输实体主体
POST 主要用来传输数据，而 GET 主要用来获取资源。
更多 POST 与 GET 的比较请见第九章。
PUT
上传文件
由于自身不带验证机制，任何人都可以上传文件，因此存在安全性问题，一般不使用该方法。
PUT /new.html HTTP/1.1
Host: example.com
Content-type: text/html
Content-length: 16
<p>New File</p>
PATCH
对资源进行部分修改
PUT 也可以用于修改资源，但是只能完全替代原始资源，PATCH 允许部分修改。
DELETE
删除文件
与 PUT 功能相反，并且同样不带验证机制。
OPTIONS
查询支持的方法
查询指定的 URL 能够支持的方法。
会返回 Allow: GET, POST, HEAD, OPTIONS 这样的内容。
CONNECT
要求在与代理服务器通信时建立隧道
使用 SSL（Secure Sockets Layer，安全套接层）和 TLS（Transport Layer Security，传输层安全）协议把通信内容加密后经网络隧道传输。
TRACE
追踪路径
服务器会将通信路径返回给客户端。
发送请求时，在 Max-Forwards 首部字段中填入数值，每经过一个服务器就会减 1，当数值为 0 时就停止传输。
通常不会使用 TRACE，并且它容易受到 XST 攻击（Cross-Site Tracing，跨站追踪）。
三、HTTP 状态码
服务器返回的 响应报文 中第一行为状态行，包含了状态码以及原因短语，用来告知客户端请求的结果。
| 状态码 | 类别 | 含义 | | 1XX | Informational（信息性状态码） | 接收的请求正在处理 | | 2XX | Success（成功状态码） | 请求正常处理完毕 | | 3XX | Redirection（重定向状态码） | 需要进行附加操作以完成请求 | | 4XX | Client Error（客户端错误状态码） | 服务器无法处理请求 | | 5XX | Server Error（服务器错误状态码） | 服务器处理请求出错 |
1XX 信息
- 100 Continue ：表明到目前为止都很正常，客户端可以继续发送请求或者忽略这个响应。
2XX 成功
200 OK
204 No Content ：请求已经成功处理，但是返回的响应报文不包含实体的主体部分。一般在只需要从客户端往服务器发送信息，而不需要返回数据时使用
206 Partial Content ：表示客户端进行了范围请求，响应报文包含由 Content-Range 指定范围的实体内容。
3XX 重定向
301 Moved Permanently ：永久性重定向
302 Found ：临时性重定向
303 See Other ：和 302 有着相同的功能，但是 303 明确要求客户端应该采用 GET 方法获取资源。
注：虽然 HTTP 协议规定 301、302 状态下重定向时不允许把 POST 方法改成 GET 方法，但是大多数浏览器都会在 301、302 和 303 状态下的重定向把 POST 方法改成 GET 方法。
304 Not Modified ：如果请求报文首部包含一些条件，例如：If-Match，If-Modified-Since，If-None-Match，If-Range，If-Unmodified-Since，如果不满足条件，则服务器会返回 304 状态码。
307 Temporary Redirect ：临时重定向，与 302 的含义类似，但是 307 要求浏览器不会把重定向请求的 POST 方法改成 GET 方法。
4XX 客户端错误
400 Bad Request ：请求报文中存在语法错误。
401 Unauthorized ：该状态码表示发送的请求需要有认证信息（BASIC 认证、DIGEST 认证）。如果之前已进行过一次请求，则表示用户认证失败。
403 Forbidden ：请求被拒绝。
404 Not Found
5XX 服务器错误
500 Internal Server Error ：服务器正在执行请求时发生错误。
503 Service Unavailable ：服务器暂时处于超负载或正在进行停机维护，现在无法处理请求。
四、HTTP 首部
有 4 种类型的首部字段：通用首部字段、请求首部字段、响应首部字段和实体首部字段。
各种首部字段及其含义如下（不需要全记，仅供查阅）：
通用首部字段
| 首部字段名 | 说明 | | Cache-Control | 控制缓存的行为 | | Connection | 控制不再转发给代理的首部字段、管理持久连接 | | Date | 创建报文的日期时间 | | Pragma | 报文指令 | | Trailer | 报文末端的首部一览 | | Transfer-Encoding | 指定报文主体的传输编码方式 | | Upgrade | 升级为其他协议 | | Via | 代理服务器的相关信息 | | Warning | 错误通知 |
请求首部字段
| 首部字段名 | 说明 | | Accept | 用户代理可处理的媒体类型 | | Accept-Charset | 优先的字符集 | | Accept-Encoding | 优先的内容编码 | | Accept-Language | 优先的语言（自然语言） | | Authorization | Web 认证信息 | | Expect | 期待服务器的特定行为 | | From | 用户的电子邮箱地址 | | Host | 请求资源所在服务器 | | If-Match | 比较实体标记（ETag） | | If-Modified-Since | 比较资源的更新时间 | | If-None-Match | 比较实体标记（与 If-Match 相反） | | If-Range | 资源未更新时发送实体 Byte 的范围请求 | | If-Unmodified-Since | 比较资源的更新时间（与 If-Modified-Since 相反） | | Max-Forwards | 最大传输逐跳数 | | Proxy-Authorization | 代理服务器要求客户端的认证信息 | | Range | 实体的字节范围请求 | | Referer | 对请求中 URI 的原始获取方 | | TE | 传输编码的优先级 | | User-Agent | HTTP 客户端程序的信息 |
响应首部字段
| 首部字段名 | 说明 | | Accept-Ranges | 是否接受字节范围请求 | | Age | 推算资源创建经过时间 | | ETag | 资源的匹配信息 | | Location | 令客户端重定向至指定 URI | | Proxy-Authenticate | 代理服务器对客户端的认证信息 | | Retry-After | 对再次发起请求的时机要求 | | Server | HTTP 服务器的安装信息 | | Vary | 代理服务器缓存的管理信息 | | WWW-Authenticate | 服务器对客户端的认证信息 |
实体首部字段
| 首部字段名 | 说明 | | Allow | 资源可支持的 HTTP 方法 | | Content-Encoding | 实体主体适用的编码方式 | | Content-Language | 实体主体的自然语言 | | Content-Length | 实体主体的大小 | | Content-Location | 替代对应资源的 URI | | Content-MD5 | 实体主体的报文摘要 | | Content-Range | 实体主体的位置范围 | | Content-Type | 实体主体的媒体类型 | | Expires | 实体主体过期的日期时间 | | Last-Modified | 资源的最后修改日期时间 |
五、具体应用
连接管理
1. 短连接与长连接
当浏览器访问一个包含多张图片的 HTML 页面时，除了请求访问的 HTML 页面资源，还会请求图片资源。如果每进行一次 HTTP 通信就要新建一个 TCP 连接，那么开销会很大。
长连接只需要建立一次 TCP 连接就能进行多次 HTTP 通信。
- 从 HTTP/1.1 开始默认是长连接的，如果要断开连接，需要由客户端或者服务器端提出断开，使用 Connection : close；
- 在 HTTP/1.1 之前默认是短连接的，如果需要使用长连接，则使用 Connection : Keep-Alive。
2. 流水线（也是http1.1）
默认情况下，HTTP 请求是按顺序发出的，下一个请求只有在当前请求收到响应之后才会被发出。由于受到网络延迟和带宽的限制，在下一个请求被发送到服务器之前，可能需要等待很长时间。
流水线是在同一条长连接上连续发出请求，而不用等待响应返回，这样可以减少延迟。
Cookie
HTTP 协议是无状态的，主要是为了让 HTTP 协议尽可能简单，使得它能够处理大量事务。HTTP/1.1 引入 Cookie 来保存状态信息。
Cookie 是服务器发送到用户浏览器并保存在本地的一小块数据，它会在浏览器之后向同一服务器再次发起请求时被携带上，用于告知服务端两个请求是否来自同一浏览器。由于之后每次请求都会需要携带 Cookie 数据，因此会带来额外的性能开销（尤其是在移动环境下）。
cookie生命周期：
如果不设置过期时间，则表示这个cookie生命周期为浏览器会话期间，只要关闭浏览器窗口，cookie就消失了。
这种生命期为浏览会话期的cookie被称为会话cookie。会话cookie一般不保存在硬盘上而是保存在内存里。
如果设置了过期时间，浏览器就会把cookie保存到硬盘上，关闭后再次打开浏览器，这些cookie依然有效直到超过设定的过期时间。存储在硬盘上的cookie可以在不同的浏览器进程间共享，比如两个IE窗口。而对于保存在内存的cookie，不同的浏览器有不同的处理方式。
也就是分类
- 会话期 Cookie：浏览器关闭之后它会被自动删除，也就是说它仅在会话期内有效。
- 持久性 Cookie：指定过期时间（Expires）或有效期（max-age）之后就成为了持久性的 Cookie。
缺点：
1 、 cookie 数量和长度有限。每个特定的域名下最多生成 20 个 cookie ，每个 cookie 长度不能超过 4KB
2 、额外开销。 cookie 在每次发起 HTTP 请求的时候都会被发送给服务器，会增加开销
3 、安全性问题。 cookie 不安全，拦截之后会暴露 session 信息
优点：极高的扩展性和可用性
1、 通过良好的编程，可控制保存 cookie 中的 session 对象的大小。
2、 通过加密和安全传输技术（ SSL ），可减少 cookie 被破解的可能性。
3、 只在 cookie 中存放不敏感数据，即使被盗也不会有重大损失。
4、cookie 的生命期可控。通过控制 cookie 的生命期，使之不会永远有效
用途
- 会话状态管理（如用户登录状态、购物车、游戏分数或其它需要记录的信息）
- 个性化设置（如用户自定义设置、主题等）
- 浏览器行为跟踪（如跟踪分析用户行为等）
Session
除了可以将用户信息通过 Cookie 存储在用户浏览器中，也可以利用 Session 存储在服务器端，存储在服务器端的信息更加安全。
Session 可以存储在服务器上的文件、数据库或者内存中。也可以将 Session 存储在 Redis 这种内存型数据库中，效率会更高。
使用 Session 维护用户登录状态的过程如下：
- 用户进行登录时，用户提交包含用户名和密码的表单，放入 HTTP 请求报文中；
- 服务器验证该用户名和密码，如果正确则把用户信息存储到 Redis 中，它在 Redis 中的 Key 称为 Session ID；
- 服务器返回的响应报文的 Set-Cookie 首部字段包含了这个 Session ID，客户端收到响应报文之后将该 Cookie 值存入浏览器中；
客户端之后对同一个服务器进行请求时会包含该 Cookie 值，服务器收到之后提取出 Session ID，从 Redis 中取出用户信息，继续之前的业务操作。
利用 Session 存储在服务器端，存储在服务器端的信息更加安全。
Session 可以存储在服务器上的文件、数据库或者内存中。也可以将 Session 存储在 Redis 这种内存型数据库中，效率会更高。
session生命周期：
Session：Session 是在服务器端生成的，存储在服务器端，即存在内存中。可以对生成的 Session 设置过期时间，如果不设置过期时间，默认的 Session 过期时间是30 分钟（在不同的服务器中，它的过期时间略有不同，本文是以 Tomcat 来说的） 但是，Sesssion 的生成的同时，会生成一个与之相关联的的 SessionID ，此 SessionID的存储是需要 Cookie 来完成的。 SessionID 是以名称为 JSESSIONID，其值应该是一个既不会重复，又不容易被找到规律以仿造的字符串。SessionID会随着此次 Http 响应，一并返回到客户端，并保存在客户端中。到当前请求再次发出后，该 SessionID会随着 Http 头部，传到服务器中，服务器依据当前 SessionID 得到与之对应的 Session.
其中：通过 Cookie 的方式存储 Session 状态，只是其中一种方式。如果客户端禁用了 Cookie 的话，很多网站任然可以存储用户的信息。一种处理的方式是URL 重写，将 SesseionID 直接附加在请求地址的后面。另一种处理的方式是，使用隐藏自动的方式。就是服务器自动的在表单中，添加一个隐藏字段，以便在表单提交时，将 SesseionID 一起传到服务器，进行识别。
6 Cookie 与 Session 选择
- Cookie 只能存储 ASCII 码字符串，而 Session 则可以存储任何类型的数据，因此在考虑数据复杂性时首选 Session；
- Cookie 存储在浏览器中，容易被恶意查看。如果非要将一些隐私数据存在 Cookie 中，可以将 Cookie 值进行加密，然后在服务器进行解密；
- 对于大型网站，如果用户所有的信息都存储在 Session 中，那么开销是非常大的，因此不建议将所有的用户信息都存储到 Session 中。
购物车用哪个
1.Session（Memcached）方式
优点：购物车信息保存在服务端，可以保存1M 信息。
缺点：对于大型网站会占有过多的服务器内存资源，造成服务器压力过大。Session保存的信息会在用户退出登录后丢失。用户下次登录，购物车中商品信息丢失，用户只能从新选择。
2.Cookie方式
优点：购物车信息存储在客户端，不占用服务器资源，基本可以到达持久化存储。
缺点：Cookie有大小的限制，不能超过4K，而且不够安全。如果是个人PC机，Cookie能很好的保存购物车信息，但如果是公共办公环境，Cookie保存的信息基本就失效了(会被其他人购物车信息覆盖)。对一个大型的电子商务网站，我们需要对用户的购买行为进行分析，需要对用户推荐用户感兴趣的商品，如果把购物车信息保存在Cookie中，则不能对用户购买行为分析统计。
3.数据库存储
优点：持久化存储，可以分析用户购买行为。
缺点: 网站速度变慢，成本和维护增加。
一般来说，可以使用session,cookie和数据库来记录购物车数据
1，不过不提倡使用session，这货占用服务器资源，还有过期时间，客户关掉浏览器时session即消失，下次再上来，又得重新选产品。
2，cookie这东西不错，放在客户端的，给个一年的过期时间，只要客户不清掉，每次来都能记得上次的购物车信息。大家可以看看京东，
3，数据库这东西好啊，不会像cookie那种容易丢失，也没有客户端的限制，你想怎么存，存多少都行。
11 token
验证SessionId
对数据做一个签名，用HMAC-SHA256 算法，加上一个只有我才知道的密钥， 对数据做一个签名， 把这个签名和数据一起作为token
就不保存session id 了， 我只是生成token , 然后验证token ， 我用我的CPU计算时间获取了我的session 存储空间 ！
缓存
1. 优点
- 缓解服务器压力；
- 降低客户端获取资源的延迟：缓存通常位于内存中，读取缓存的速度更快。并且缓存服务器在地理位置上也有可能比源服务器来得近，例如浏览器缓存。
2. 实现方法
六、HTTPS
HTTP 有以下安全性问题：
- 使用明文进行通信，内容可能会被窃听；
- 不验证通信方的身份，通信方的身份有可能遭遇伪装；
- 无法证明报文的完整性，报文有可能遭篡改。
HTTPS 并不是新协议，而是让 HTTP 先和 SSL（Secure Sockets Layer）通信，再由 SSL 和 TCP 通信，也就是说 HTTPS 使用了隧道进行通信。
通过使用 SSL，HTTPS 具有了加密（防窃听）、认证（防伪装）和完整性保护（防篡改）。
加密
1. 对称密钥加密
对称密钥加密（Symmetric-Key Encryption），加密和解密使用同一密钥。
- 优点：运算速度快；
- 缺点：无法安全地将密钥传输给通信方。
2.非对称密钥加密
非对称密钥加密，又称公开密钥加密（Public-Key Encryption），加密和解密使用不同的密钥。
公开密钥所有人都可以获得，通信发送方获得接收方的公开密钥之后，就可以使用公开密钥进行加密，接收方收到通信内容后使用私有密钥解密。
非对称密钥除了用来加密，还可以用来进行签名。因为私有密钥无法被其他人获取，因此通信发送方使用其私有密钥进行签名，通信接收方使用发送方的公开密钥对签名进行解密，就能判断这个签名是否正确。
- 优点：可以更安全地将公开密钥传输给通信发送方；
- 缺点：运算速度慢。
3. HTTPS 采用的加密方式
HTTPS 采用混合的加密机制，使用非对称密钥加密用于传输对称密钥来保证传输过程的安全性，之后使用对称密钥加密进行通信来保证通信过程的效率。（下图中的 Session Key 就是对称密钥）
-
1、服务端人员使用RSA算法生成两个密钥，一个用来加密一个用来解密。将负责加密的那个密钥公布出去，所以我们称之为公钥（Public Key），而用来解密的那个密钥，不能对外公布，只有服务端持有，所以我们称之为私钥（Private Key）。服务端在将Public Key进行分发证书之前需要向CA机构申请给将要分发的公钥进行数字签名。（**服务器公钥负责加密，服务器私钥负责解密**）
-
2、生成数字签名公钥证书：对于CA机构来说，其也有两个密钥，我们暂且称之为CA私钥和CA公钥。CA机构将服务端的Public Key作为输入参数将其转换为一个特有的Hash值。然后使用CA私钥将这个Hash值进行加密处理，并与服务端的Public Key绑定在一起，生成数字签名证书。其实数字签名证书的本质就是服务端的公钥+CA私钥加密的Hash值。（**CA私钥负责签名，CA公钥负责验证**）
-
3、服务器获取到这个已经含有数字签名并带有公钥的证书，将该证书发送给客户端。当客户端收到该公钥数字证书后，会验证其有效性。大部分客户端都会预装CA机构的公钥，也就是CA公钥。客户端使用CA公钥对数字证书上的签名进行验证，这个验证的过程就是使用CA公钥对CA私钥加密的内容进行解密，将解密后的内容与服务端的Public Key所生成的Hash值进行匹配，如果匹配成功，则说明该证书就是相应的服务端发过来的。否则就是非法证书。
-
4、验证完服务端公钥的合法性后，就可以使用该公钥进行加密通信了。
之后 客户端生成对称加密的公钥，由于服务端的密钥i已经被确认是正确的，利用服务端公钥对客户端生成的公钥进行加密，
所以网络上传输的数据是被秘钥加密的密文（客户端使用对称加密生成密钥对传输数据进行加密）和用公钥加密后的秘密秘钥，因此即使被黑客截取，由于没有私钥，无法获取到加密明文的秘钥，便无法获取到明文数据。
认证
通过使用 证书 来对通信方进行认证。
数字证书认证机构（CA，Certificate Authority）是客户端与服务器双方都可信赖的第三方机构。
服务器的运营人员向 CA 提出公开密钥的申请，CA 在判明提出申请者的身份之后，会对已申请的公开密钥做数字签名，然后分配这个已签名的公开密钥，并将该公开密钥放入公开密钥证书后绑定在一起。
进行 HTTPS 通信时，服务器会把证书发送给客户端。客户端取得其中的公开密钥之后，先使用数字签名进行验证，如果验证通过，就可以开始通信了。
HTTPS 的缺点
- 因为需要进行加密解密等过程，因此速度会更慢；
- 需要支付证书授权的高额费用。
七、HTTP/2.0
HTTP/1.x 缺陷
HTTP/1.x 实现简单是以牺牲性能为代价的：
- 客户端需要使用多个连接才能实现并发和缩短延迟；
- 不会压缩请求和响应首部，从而导致不必要的网络流量；
- 不支持有效的资源优先级，致使底层 TCP 连接的利用率低下。
二进制分帧层
HTTP/2.0 将报文分成 HEADERS 帧和 DATA 帧，它们都是二进制格式的。
HTTP1.x的解析是基于文本。基于文本协议的格式解析存在天然缺陷，文本的表现形式有多样性，要做到健壮性考虑的场景必然很多，二进制则不同，只认0和1的组合。基于这种考虑HTTP2.0的协议解析决定采用二进制格式，实现方便且健壮。
多路复用（MultiPlexing），即连接共享，即每一个request都是是用作连接共享机制的。一个request对应一个id，这样一个连接上可以有多个request，每个连接的request可以随机的混杂在一起，接收方可以根据request的 id将request再归属到各自不同的服务端请求里面。
服务端推送
HTTP/2.0 在客户端请求一个资源时，会把相关的资源一起发送给客户端，客户端就不需要再次发起请求了。例如客户端请求 page.html 页面，服务端就把 script.js 和 style.css 等与之相关的资源一起发给客户端。
首部压缩
HTTP/1.1 的首部带有大量信息，而且每次都要重复发送。
HTTP/2.0 要求客户端和服务器同时（在缓存中）维护和更新一个包含之前见过的首部字段表，从而避免了重复传输。
不仅如此，HTTP/2.0 也使用 Huffman 编码对首部字段进行压缩。
八、HTTP/1.1 新特性
详细内容请见上文
- 默认是长连接
- 支持流水线
- 支持同时打开多个 TCP 连接
- 支持虚拟主机
- 新增状态码 100
- 支持分块传输编码
- 新增缓存处理指令 max-age
HTTP2.0的多路复用和HTTP1.X中的长连接复用有什么区别？
HTTP/1.* 一次请求-响应，建立一个连接，用完关闭；每一个请求都要建立一个连接；
HTTP/1.1 Pipeling解决方式为，若干个请求排队串行化单线程处理，后面的请求等待前面请求的返回才能获得执行机会，一旦有某请求超时等，后续请求只能被阻塞，毫无办法，也就是人们常说的线头阻塞； 流水线的话，服务还会被阻塞，执行请求的过程会被阻塞
HTTP/2多个请求可同时在一个连接上并行执行。某个请求任务耗时严重，不会影响到其它连接的正常执行；
具体如图：
安全
安全的 HTTP 方法不会改变服务器状态，也就是说它只是可读的。
GET 方法是安全的，而 POST 却不是，因为 POST 的目的是传送实体主体内容，这个内容可能是用户上传的表单数据，上传成功之后，服务器可能把这个数据存储到数据库中，因此状态也就发生了改变。
安全的方法除了 GET 之外还有：HEAD、OPTIONS。
不安全的方法除了 POST 之外还有 PUT、DELETE。
幂等性
幂等的 HTTP 方法，同样的请求被执行一次与连续执行多次的效果是一样的，服务器的状态也是一样的。换句话说就是，幂等方法不应该具有副作用（统计用途除外）。
所有的安全方法也都是幂等的。
在正确实现的条件下，GET，HEAD，PUT 和 DELETE 等方法都是幂等的，而 POST 方法不是。
GET /pageX HTTP/1.1 是幂等的，连续调用多次，客户端接收到的结果都是一样的：
GET /pageX HTTP/1.1
GET /pageX HTTP/1.1
GET /pageX HTTP/1.1
GET /pageX HTTP/1.1
POST /add_row HTTP/1.1 不是幂等的，如果调用多次，就会增加多行记录：
POST /add_row HTTP/1.1 -> Adds a 1nd row
POST /add_row HTTP/1.1 -> Adds a 2nd row
POST /add_row HTTP/1.1 -> Adds a 3rd row
DELETE /idX/delete HTTP/1.1 是幂等的，即使不同的请求接收到的状态码不一样：
DELETE /idX/delete HTTP/1.1 -> Returns 200 if idX exists
DELETE /idX/delete HTTP/1.1 -> Returns 404 as it just got deleted
DELETE /idX/delete HTTP/1.1 -> Returns 404
可缓存
如果要对响应进行缓存，需要满足以下条件：
- 请求报文的 HTTP 方法本身是可缓存的，包括 GET 和 HEAD，但是 PUT 和 DELETE 不可缓存，POST 在多数情况下不可缓存的。
- 响应报文的状态码是可缓存的，包括：200, 203, 204, 206, 300, 301, 404, 405, 410, 414, and 501。
- 响应报文的 Cache-Control 首部字段没有指定不进行缓存。
XMLHttpRequest
为了阐述 POST 和 GET 的另一个区别，需要先了解 XMLHttpRequest：
XMLHttpRequest 是一个 API，它为客户端提供了在客户端和服务器之间传输数据的功能。它提供了一个通过 URL 来获取数据的简单方式，并且不会使整个页面刷新。这使得网页只更新一部分页面而不会打扰到用户。XMLHttpRequest 在 AJAX 中被大量使用。
- 在使用 XMLHttpRequest 的 POST 方法时，浏览器会先发送 Header 再发送 Data。但并不是所有浏览器会这么做，例如火狐就不会。
- 而 GET 方法 Header 和 Data 会一起发送。
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