基础知识点 - milkandbread/summary-interview GitHub Wiki

1. 全局静态变量
在全局变量前加上关键字static，全局变量就定义成一个全局静态变量.

静态存储区，在整个程序运行期间一直存在。

初始化：未经初始化的全局静态变量会被自动初始化为0（自动对象的值是任意的，除非他被显式初始化）；

作用域：全局静态变量在声明他的文件之外是不可见的，准确地说是从定义之处开始，到文件结尾。

2.  局部静态变量

在局部变量之前加上关键字static，局部变量就成为一个局部静态变量。

内存中的位置：静态存储区

初始化：未经初始化的全局静态变量会被自动初始化为0（自动对象的值是任意的，除非他被显式初始化）；

作用域：作用域仍为局部作用域，当定义它的函数或者语句块结束的时候，作用域结束。但是当局部静态变量离开作用域后，并没有销毁，而是仍然驻留在内存当中，只不过我们不能再对它进行访问，直到该函数再次被调用，并且值不变；

3. 静态函数

在函数返回类型前加static，函数就定义为静态函数。函数的定义和声明在默认情况下都是extern的，但静态函数只是在声明他的文件当中可见，不能被其他文件所用。

函数的实现使用static修饰，那么这个函数只可在本cpp内使用，不会同其他cpp中的同名函数引起冲突；

warning：不要再头文件中声明static的全局函数，不要在cpp内声明非static的全局函数，如果你要在多个cpp中复用该函数，就把它的声明提到头文件里去，否则cpp内部声明需加上static修饰；

4. 类的静态成员

在类中，静态成员可以实现多个对象之间的数据共享，并且使用静态数据成员还不会破坏隐藏的原则，即保证了安全性。因此，静态成员是类的所有对象中共享的成员，而不是某个对象的成员。对多个对象来说，静态数据成员只存储一处，供所有对象共用

5. 类的静态函数

静态成员函数和静态数据成员一样，它们都属于类的静态成员，它们都不是对象成员。因此，对静态成员的引用不需要用对象名。

在静态成员函数的实现中不能直接引用类中说明的非静态成员，可以引用类中说明的静态成员（这点非常重要）。如果静态成员函数中要引用非静态成员时，可通过对象来引用。从中可看出，调用静态成员函数使用如下格式：<类名>::<静态成员函数名>(<参数表>);

C++是面向对象的语言，而C是面向过程的结构化编程语言

C++具有封装、继承和多态三种特性

C++相比C，增加多许多类型安全的功能，比如强制类型转换、

C++支持范式编程，比如模板类、函数模板等

对于函数定义和代码块之外的变量声明，static修改标识符的链接属性，由默认的external变为internal，作用域和存储类型不改变，这些符号只能在声明它们的源文件中访问。
对于代码块内部的变量声明，static修改标识符的存储类型，由自动变量改为静态变量，作用域和链接属性不变。这种变量在程序执行之前就创建，在程序执行的整个周期都存在。

对于被static修饰的普通函数，其只能在定义它的源文件中使用，不能在其他源文件中被引用

对于被static修饰的类成员变量和成员函数，它们是属于类的，而不是某个对象，所有对象共享一个静态成员。静态成员通过<类名>::<静态成员>来使用。

C++中四种类型转换是：static_cast, dynamic_cast, const_cast, reinterpret_cast
1、const_cast

用于将const变量转为非const

2、static_cast

用于各种隐式转换，比如非const转const，void*转指针等, static_cast能用于多态向上转化，如果向下转能成功但是不安全，结果未知；

3、dynamic_cast

用于动态类型转换。只能用于含有虚函数的类，用于类层次间的向上和向下转化。只能转指针或引用。向下转化时，如果是非法的对于指针返回NULL，对于引用抛异常。要深入了解内部转换的原理。

向上转换：指的是子类向基类的转换

向下转换：指的是基类向子类的转换

它通过判断在执行到该语句的时候变量的运行时类型和要转换的类型是否相同来判断是否能够进行向下转换。

4、reinterpret_cast

几乎什么都可以转，比如将int转指针，可能会出问题，尽量少用；

5、为什么不使用C的强制转换？

C的强制转换表面上看起来功能强大什么都能转，但是转化不够明确，不能进行错误检查，容易出错。

1.指针有自己的一块空间，而引用只是一个别名；
2.使用sizeof看一个指针的大小是4，而引用则是被引用对象的大小；

3.指针可以被初始化为NULL，而引用必须被初始化且必须是一个已有对象 的引用；

4.作为参数传递时，指针需要被解引用才可以对对象进行操作，而直接对引 用的修改都会改变引用所指向的对象；

5.可以有const指针，但是没有const引用；

6.指针在使用中可以指向其它对象，但是引用只能是一个对象的引用，不能 被改变；

7.指针可以有多级指针（**p），而引用至于一级；

8.指针和引用使用++运算符的意义不一样；

9.如果返回动态内存分配的对象或者内存，必须使用指针，引用可能引起内存泄露。

1. auto_ptr（c++98的方案，cpp11已经抛弃）

采用所有权模式。

auto_ptr< string> p1 (new string ("I reigned lonely as a cloud.”));
auto_ptr<string> p2;
p2 = p1; //auto_ptr不会报错.

unique_ptr<string> p3 (new string ("auto"));   //#4
unique_ptr<string> p4；                       //#5
p4 = p3;//此时会报错！！

unique_ptr<string> pu1(new string ("hello world"));
unique_ptr<string> pu2;
pu2 = pu1;                                      // #1 not allowed
unique_ptr<string> pu3;
pu3 = unique_ptr<string>(new string ("You"));   // #2 allowed

unique_ptr<string> ps1, ps2;
ps1 = demo("hello");
ps2 = move(ps1);
ps1 = demo("alexia");
cout << *ps2 << *ps1 << endl;

use_count 返回引用计数的个数

unique 返回是否是独占所有权( use_count 为 1)

swap 交换两个 shared_ptr 对象(即交换所拥有的对象)

reset 放弃内部对象的所有权或拥有对象的变更, 会引起原有对象的引用计数的减少

get 返回内部对象(指针), 由于已经重载了()方法, 因此和直接使用对象是一样的.如 shared_ptr<int> sp(new int(1)); sp 与 sp.get()是等价的

class B;
class A
{
    public:
        shared_ptr<B> pb_;
        ~A()
        {
            cout<<"A delete\n";
        }
};
class B
{
    public:
        shared_ptr<A> pa_;
        ~B()
        {
            cout<<"B delete\n";
        }
};
void fun()
{
    shared_ptr<B> pb(new B());
    shared_ptr<A> pa(new A());
    pb->pa_ = pa;
    pa->pb_ = pb;
    cout<<pb.use_count()<<endl;
    cout<<pa.use_count()<<endl;
}
int main()
{
    fun();
    return 0;
}

野指针就是指向一个已删除的对象或者未申请访问受限内存区域的指针

当两个对象相互使用一个shared_ptr成员变量指向对方，会造成循环引用，使引用计数失效，从而导致内存泄漏.

为了解决循环引用导致的内存泄漏，引入了weak_ptr弱指针，weak_ptr的构造函数不会修改引用计数的值，从而不会对对象的内存进行管理，其类似一个普通指针，但不指向引用计数的共享内存，但是其可以检测到所管理的对象是否已经被释放，从而避免非法访问。

将可能会被继承的父类的析构函数设置为虚函数，可以保证当我们new一个子类，然后使用基类指针指向该子类对象，释放基类指针时可以释放掉子类的空间，防止内存泄漏。

C++默认的析构函数不是虚函数是因为虚函数需要额外的虚函数表和虚表指针，占用额外的内存。而对于不会被继承的类来说，其析构函数如果是虚函数，就会浪费内存。因此C++默认的析构函数不是虚函数，而是只有当需要当作父类时，设置为虚函数。

成功调用fork( )会创建一个新的进程，它几乎与调用fork( )的进程一模一样，这两个进程都会继续运行。在子进程中，成功的fork( )调用会返回0。在父进程中fork( )返回子进程的pid。如果出现错误，fork( )返回一个负值。

最常见的fork( )用法是创建一个新的进程，然后使用exec( )载入二进制映像，替换当前进程的映像。这种情况下，派生（fork）了新的进程，而这个子进程会执行一个新的二进制可执行文件的映像。这种“派生加执行”的方式是很常见的。

在早期的Unix系统中，创建进程比较原始。当调用fork时，内核会把所有的内部数据结构复制一份，复制进程的页表项，然后把父进程的地址空间中的内容逐页的复制到子进程的地址空间中。但从内核角度来说，逐页的复制方式是十分耗时的。现代的Unix系统采取了更多的优化，例如Linux，采用了写时复制的方法，而不是对父进程空间进程整体复制。

预处理阶段：对源代码文件中文件包含关系（头文件）、预编译语句（宏定义）进行分析和替换，生成预编译文件。

编译阶段：将经过预处理后的预编译文件转换成特定汇编代码，生成汇编文件

汇编阶段：将编译阶段生成的汇编文件转化成机器码，生成可重定位目标文件

链接阶段：将多个目标文件及所需要的库连接成最终的可执行目标文件

    Malloc函数用于动态分配内存。为了减少内存碎片和系统调用的开销，malloc其采用内存池的方式，
先申请大块内存作为堆区，然后将堆区分为多个内存块，以块作为内存管理的基本单位。当用户申请内存时，
直接从堆区分配一块合适的空闲块。Malloc采用隐式链表结构将堆区分成连续的、大小不一的块，
包含已分配块和未分配块；
同时malloc采用显示链表结构来管理所有的空闲块，即使用一个双向链表将空闲块连接起来，每一个空闲块记录了一个连续的、未分配的地址。
当进行内存分配时，Malloc会通过隐式链表遍历所有的空闲块，选择满足要求的块进行分配；当进行内存合并时，malloc采用边界标记法，根据每个块的前后块是否已经分配来决定是否进行块合并。

Malloc在申请内存时，一般会通过brk或者mmap系统调用进行申请。其中当申请内存小于128K时，会使用系统函数brk在堆区中分配；而当申请内存大于128K时，会使用系统函数mmap在映射区分配。

在C++中，虚拟内存分为代码段、数据段、BSS段、堆区、文件映射区以及栈区六部分。

代码段:包括只读存储区和文本区，其中只读存储区存储字符串常量，文本区存储程序的机器代码。

数据段：存储程序中已初始化的全局变量和静态变量

bss 段：存储未初始化的全局变量和静态变量（局部+全局），以及所有被初始化为0的全局变量和静态变量。

堆区：调用new/malloc函数时在堆区动态分配内存，同时需要调用delete/free来手动释放申请的内存。

映射区:存储动态链接库以及调用mmap函数进行的文件映射

栈：使用栈空间存储函数的返回地址、参数、局部变量、返回值

1> 内存泄漏通常是由于调用了malloc/new等内存申请的操作，但是缺少了对应的free/delete;
2> 为了判断内存是否泄露，我们一方面可以使用linux环境下的内存泄漏检查工具Valgrind，mtrace;
3> 另一方面我们在写代码时可以添加内存申请和释放的统计功能，统计当前申请和释放的内存是否一致，以此来判断内存是否泄露。

段错误通常发生在访问非法内存地址的时候，具体来说分为以下几种情况：

1. 使用野指针
2. 试图修改字符串常量的内容

内存泄漏的分类：

1. 堆内存泄漏 （Heap leak）。对内存指的是程序运行中根据需要分配通过malloc,realloc new等从堆中分配的一块内存，再是完成后必须
通过调用对应的free或者delete 删掉。如果程序的设计的错误导致这部分内存没有被释放，那么此后这块内存将不会被使用，就会产生Heap Leak.

2. 系统资源泄露（Resource Leak）。主要指程序使用系统分配的资源比如 Bitmap,handle ,SOCKET等没有使用相应的函数释放掉，导致系统资源的浪费，严重可导致系统效能降低，系统运行不稳定。

3. 没有将基类的析构函数定义为虚函数。当基类指针指向子类对象时，如果基类的析构函数不是virtual，那么子类的析构函数将不会被调用，子类的资源没有正确是释放，因此造成内存泄露。

1、new分配内存按照数据类型进行分配，malloc分配内存按照指定的大小分配；

2、new返回的是指定对象的指针，而malloc返回的是void*，因此malloc的返回值一般都需要进行类型转化。

3、new不仅分配一段内存，而且会调用构造函数，malloc不会。

4、new分配的内存要用delete销毁，malloc要用free来销毁；delete销毁的时候会调用对象的析构函数，而free则不会。

5、new是一个操作符可以重载，malloc是一个库函数。

6、malloc分配的内存不够的时候，可以用realloc扩容。扩容的原理？new没用这样操作。

7、new如果分配失败了会抛出bad_malloc的异常，而malloc失败了会返回NULL。

8、申请数组时： new[]一次分配所有内存，多次调用构造函数，搭配使用delete[]，delete[]多次调用析构函数，销毁数组中的每个对象。而malloc则只能sizeof(int) * n。

Linux允许不同进程访问同一个逻辑内存，提供了一组API，头文件在sys/shm.h中。
1）新建共享内存shmget

int shmget(key_t key,size_t size,int shmflg);

key：共享内存键值，可以理解为共享内存的唯一性标记。

size：共享内存大小

shmflag：创建进程和其他进程的读写权限标识。

返回值：相应的共享内存标识符，失败返回-1

2）连接共享内存到当前进程的地址空间shmat

void *shmat(int shm_id,const void *shm_addr,int shmflg);

shm_id：共享内存标识符

shm_addr：指定共享内存连接到当前进程的地址，通常为0，表示由系统来选择。

shmflg：标志位

返回值：指向共享内存第一个字节的指针，失败返回-1

3）当前进程分离共享内存shmdt

int shmdt(const void *shmaddr);

4）控制共享内存shmctl

和信号量的semctl函数类似，控制共享内存

int shmctl(int shm_id,int command,struct shmid_ds *buf);

shm_id：共享内存标识符

command: 有三个值

IPC_STAT:获取共享内存的状态，把共享内存的shmid_ds结构复制到buf中。

IPC_SET:设置共享内存的状态，把buf复制到共享内存的shmid_ds结构。

IPC_RMID:删除共享内存

buf：共享内存管理结构体。

1）二级配置器结构
STL内存管理使用二级内存配置器。
1、第一级配置器
第一级配置器以malloc()，free()，realloc()等C函数执行实际的内存配置、释放、重新配置等操作，并且能在内存需求不被满足的时候，调用一个指定的函数。
一级空间配置器分配的是大于128字节的空间
如果分配不成功，调用句柄释放一部分内存
如果还不能分配成功，抛出异常
2、第二级配置器
在STL的第二级配置器中多了一些机制，避免太多小区块造成的内存碎片，小额区块带来的不仅是内存碎片，配置时还有额外的负担。区块越小，额外负担所占比例就越大。
3、分配原则
如果要分配的区块大于128bytes，则移交给第一级配置器处理。
如果要分配的区块小于128bytes，则以内存池管理（memory pool），又称之次层配置（sub-allocation）：每次配置一大块内存，并维护对应的16个空闲链表（free-list）。下次若有相同大小的内存需求，则直接从free-list中取。如果有小额区块被释放，则由配置器回收到free-list中。
当用户申请的空间小于128字节时，将字节数扩展到8的倍数，然后在自由链表中查找对应大小的子链表
如果在自由链表查找不到或者块数不够，则向内存池进行申请，一般一次申请20块
如果内存池空间足够，则取出内存
如果不够分配20块，则分配最多的块数给自由链表，并且更新每次申请的块数
如果一块都无法提供，则把剩余的内存挂到自由链表，然后向系统heap申请空间，如果申请失败，则看看自由链表还有没有可用的块，如果也没有，则最后调用一级空间配置器
2）二级内存池
二级内存池采用了16个空闲链表，这里的16个空闲链表分别管理大小为8、16、24......120、128的数据块。这里空闲链表节点的设计十分巧妙，这里用了一个联合体既可以表示下一个空闲数据块（存在于空闲链表中）的地址，也可以表示已经被用户使用的数据块（不存在空闲链表中）的地址。

1、空间配置函数allocate
首先先要检查申请空间的大小，如果大于128字节就调用第一级配置器，小于128字节就检查对应的空闲链表，如果该空闲链表中有可用数据块，则直接拿来用（拿取空闲链表中的第一个可用数据块，然后把该空闲链表的地址设置为该数据块指向的下一个地址），如果没有可用数据块，则调用refill重新填充空间。
2、空间释放函数deallocate
首先先要检查释放数据块的大小，如果大于128字节就调用第一级配置器，小于128字节则根据数据块的大小来判断回收后的空间会被插入到哪个空闲链表。
3、重新填充空闲链表refill
在用allocate配置空间时，如果空闲链表中没有可用数据块，就会调用refill来重新填充空间，新的空间取自内存池。缺省取20个数据块，如果内存池空间不足，那么能取多少个节点就取多少个。
从内存池取空间给空闲链表用是chunk_alloc的工作，首先根据end_free-start_free来判断内存池中的剩余空间是否足以调出nobjs个大小为size的数据块出去，如果内存连一个数据块的空间都无法供应，需要用malloc取堆中申请内存。
假如山穷水尽，整个系统的堆空间都不够用了，malloc失败，那么chunk_alloc会从空闲链表中找是否有大的数据块，然后将该数据块的空间分给内存池（这个数据块会从链表中去除）。
3、总结：
1. 使用allocate向内存池请求size大小的内存空间，如果需要请求的内存大小大于128bytes，直接使用malloc。
2. 如果需要的内存大小小于128bytes，allocate根据size找到最适合的自由链表。
a. 如果链表不为空，返回第一个node，链表头改为第二个node。
b. 如果链表为空，使用blockAlloc请求分配node。
x. 如果内存池中有大于一个node的空间，分配竟可能多的node(但是最多20个)，将一个node返回，其他的node添加到链表中。
y. 如果内存池只有一个node的空间，直接返回给用户。
z. 若果如果连一个node都没有，再次向操作系统请求分配内存。
①分配成功，再次进行b过程。
②分配失败，循环各个自由链表，寻找空间。
I. 找到空间，再次进行过程b。
II. 找不到空间，抛出异常。
3. 用户调用deallocate释放内存空间，如果要求释放的内存空间大于128bytes，直接调用free。
4. 否则按照其大小找到合适的自由链表，并将其插入。

IO复用模型在阻塞IO模型上多了一个select函数，select函数有一个参数是文件描述符集合，意思就是对这些的文件描述符进行循环监听，当某个文件描述符就绪的时候，就对这个文件描述符进行处理。

这种IO模型是属于阻塞的IO。但是由于它可以对多个文件描述符进行阻塞监听，所以它的效率比阻塞IO模型高效。

IO多路复用就是我们说的select，poll，epoll。select/epoll的好处就在于单个process就可以同时处理多个网络连接的IO。它的基本原理就是select，poll，epoll这个function会不断的轮询所负责的所有socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。

当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会“监视”所有select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操作，将数据从kernel拷贝到用户进程。

所以，I/O 多路复用的特点是通过一种机制一个进程能同时等待多个文件描述符，而这些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一个进入读就绪状态，select()函数就可以返回。

I/O多路复用和阻塞I/O其实并没有太大的不同，事实上，还更差一些。因为这里需要使用两个system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只调用了一个system call (recvfrom)。但是，用select的优势在于它可以同时处理多个connection。

所以，如果处理的连接数不是很高的话，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延迟还更大。select/epoll的优势并不是对于单个连接能处理得更快，而是在于能处理更多的连接。）

在IO multiplexing Model中，实际中，对于每一个socket，一般都设置成为non-blocking，但是，如上图所示，整个用户的process其实是一直被block的。只不过process是被select这个函数block，而不是被socket IO给block。

select：是最初解决IO阻塞问题的方法。用结构体fd_set来告诉内核监听多个文件描述符，该结构体被称为描述符集。由数组来维持哪些描述符被置位了。对结构体的操作封装在三个宏定义中。通过轮寻来查找是否有描述符要被处理。

存在的问题：

1. 内置数组的形式使得select的最大文件数受限与FD_SIZE；

2. 每次调用select前都要重新初始化描述符集，将fd从用户态拷贝到内核态，每次调用select后，都需要将fd从内核态拷贝到用户态；

3. 轮寻排查当文件描述符个数很多时，效率很低；

poll：通过一个可变长度的数组解决了select文件描述符受限的问题。数组中元素是结构体，该结构体保存描述符的信息，每增加一个文件描述符就向数组中加入一个结构体，结构体只需要拷贝一次到内核态。poll解决了select重复初始化的问题。轮寻排查的问题未解决。

epoll：轮寻排查所有文件描述符的效率不高，使服务器并发能力受限。因此，epoll采用只返回状态发生变化的文件描述符，便解决了轮寻的瓶颈。

epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默认模式

(1) LT模式:
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的。

(2) ET模式:
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once)
注意：  ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。

(3）、LT模式与ET模式的区别如下：
LT模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序可以不立即处理该事件。下次调用epoll_wait时，会再次响应应用程序并通知此事件。
ET模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序必须立即处理该事件。如果不处理，下次调用epoll_wait时，不会再次响应应用程序并通知此事件。

（1）序列号、确认应答、超时重传

数据到达接收方，接收方需要发出一个确认应答，表示已经收到该数据段，并且确认序号会说明了它下一次需要接收的数据序列号。如果发送发迟迟未收到确认应答，那么可能是发送的数据丢失，也可能是确认应答丢失，这时发送方在等待一定时间后会进行重传。这个时间一般是2*RTT(报文段往返时间）+一个偏差值。


（2）窗口控制与高速重发控制/快速重传（重复确认应答）

TCP会利用窗口控制来提高传输速度，意思是在一个窗口大小内，不用一定要等到应答才能发送下一段数据，窗口大小就是无需等待确认而可以继续发送数据的最大值。如果不使用窗口控制，每一个没收到确认应答的数据都要重发。

使用窗口控制，如果数据段1001-2000丢失，后面数据每次传输，确认应答都会不停地发送序号为1001的应答，表示我要接收1001开始的数据，发送端如果收到3次相同应答，就会立刻进行重发；但还有种情况有可能是数据都收到了，但是有的应答丢失了，这种情况不会进行重发，因为发送端知道，如果是数据段丢失，接收端不会放过它的，会疯狂向它提醒......


（3）拥塞控制:

如果把窗口定的很大，发送端连续发送大量的数据，可能会造成网络的拥堵（大家都在用网，你在这狂发，吞吐量就那么大，当然会堵），甚至造成网络的瘫痪。所以TCP在为了防止这种情况而进行了拥塞控制。

慢启动：定义拥塞窗口，一开始将该窗口大小设为1，之后每次收到确认应答（经过一个rtt），将拥塞窗口大小*2。

拥塞避免：设置慢启动阈值，一般开始都设为65536。拥塞避免是指当拥塞窗口大小达到这个阈值，拥塞窗口的值不再指数上升，而是加法增加（每次确认应答/每个rtt，拥塞窗口大小+1），以此来避免拥塞。

将报文段的超时重传看做拥塞，则一旦发生超时重传，我们需要先将阈值设为当前窗口大小的一半，并且将窗口大小设为初值1，然后重新进入慢启动过程。

快速重传：在遇到3次重复确认应答（高速重发控制）时，代表收到了3个报文段，但是这之前的1个段丢失了，便对它进行立即重传。

然后，先将阈值设为当前窗口大小的一半，然后将拥塞窗口大小设为慢启动阈值+3的大小。

这样可以达到：在TCP通信时，网络吞吐量呈现逐渐的上升，并且随着拥堵来降低吞吐量，再进入慢慢上升的过程，网络不会轻易的发生瘫痪。

1. Client将标志位SYN置为1，随机产生一个值seq=J，并将该数据包发送给Server，Client进入SYN_SENT状态，等待Server确认。

2. Server收到数据包后由标志位SYN=1知道Client请求建立连接，Server将标志位SYN和ACK都置为1，ack=J+1，随机产生一个值seq=K，并将该数据包发送给Client以确认连接请求，Server进入SYN_RCVD状态。

3. Client收到确认后，检查ack是否为J+1，ACK是否为1，如果正确则将标志位ACK置为1，ack=K+1，并将该数据包发送给Server，Server检查ack是否为K+1，ACK是否为1，如果正确则连接建立成功，Client和Server进入ESTABLISHED状态，完成三次握手，随后Client与Server之间可以开始传输数据了。

由于TCP连接时全双工的，因此，每个方向都必须要单独进行关闭，这一原则是当一方完成数据发送任务后，发送一个FIN来终止这一方向的连接，收到一个FIN只是意味着这一方向上没有数据流动了，即不会再收到数据了，但是在这个TCP连接上仍然能够发送数据，直到这一方向也发送了FIN。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方则执行被动关闭。

1.数据传输结束后，客户端的应用进程发出连接释放报文段，并停止发送数据，客户端进入FIN_WAIT_1状态，此时客户端依然可以接收服务器发送来的数据。

2.服务器接收到FIN后，发送一个ACK给客户端，确认序号为收到的序号+1，服务器进入CLOSE_WAIT状态。客户端收到后进入FIN_WAIT_2状态。

3.当服务器没有数据要发送时，服务器发送一个FIN报文，此时服务器进入LAST_ACK状态，等待客户端的确认

4.客户端收到服务器的FIN报文后，给服务器发送一个ACK报文，确认序列号为收到的序号+1。此时客户端进入TIME_WAIT状态，等待2MSL（MSL：报文段最大生存时间），然后关闭连接。

中断是指CPU对系统发生的某个事件做出的一种反应，CPU暂停正在执行的程序，保存现场后自动去执行相应的处理程序，处理完该事件后再返回中断处继续执行原来的程序。中断一般三类，一种是由CPU外部引起的，如I/O中断、时钟中断，一种是来自CPU内部事件或程序执行中引起的中断，例如程序非法操作，地址越界、浮点溢出），最后一种是在程序中使用了系统调用引起的。而中断处理一般分为中断响应和中断处理两个步骤，中断响应由硬件实施，中断处理主要由软件实施。

1、保证最后一次握手报文能到B，能进行超时重传。

2、2MSL后，这次连接的所有报文都会消失，不会影响下一次连接。

1、概括
对于GET方式的请求，浏览器会把http header和data一并发送出去，服务器响应200（返回数据）；

而对于POST，浏览器先发送header，服务器响应100 continue，浏览器再发送data，服务器响应200 ok（返回数据）

2、区别：

1>、get参数通过url传递，post放在request body中。

2>、get请求在url中传递的参数是有长度限制的，而post没有。

3>、get比post更不安全，因为参数直接暴露在url中，所以不能用来传递敏感信息。

4>、get请求只能进行url编码，而post支持多种编码方式。

5>、get请求会浏览器主动cache，而post支持多种编码方式。

6>、get请求参数会被完整保留在浏览历史记录里，而post中的参数不会被保留。

7>、GET和POST本质上就是TCP链接，并无差别。但是由于HTTP的规定和浏览器/服务器的限制，导致他们在应用过程中体现出一些不同。

8>、GET产生一个TCP数据包；POST产生两个TCP数据包。

1 UDP的connect没有三次握手过程，内核只是检测是否存在立即可知的错误（如一个显然不可达的目的地），

2 记录对端的的IP地址和端口号，然后立即返回调用进程。

3 未连接UDP套接字(unconnected UDP socket)：新创建UDP套接字默认如此；

   已连接UDP套接字(connected UDP socket)：对UDP套接字调用connect的结果。

阻塞和非阻塞：调用者在事件没有发生的时候，一直在等待事件发生，不能去处理别的任务这是阻塞。调用者在事件没有发生的时候，可以去处理别的任务这是非阻塞。

同步和异步：调用者必须循环自去查看事件有没有发生，这种情况是同步。调用者不用自己去查看事件有没有发生，而是等待着注册在事件上的回调函数通知自己，这种情况是异步

keepalive，是在TCP中一个可以检测死连接的机制。

1）.如果主机可达，对方就会响应ACK应答，就认为是存活的。

2）.如果可达，但应用程序退出，对方就发RST应答，发送TCP撤消连接。

3）.如果可达，但应用程序崩溃，对方就发FIN消息。

4）.如果对方主机不响应ack, rst，继续发送直到超时，就撤消连接。默认二个小时。