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计算机网络传输协议TCP三次握手与四次挥手原理

计算机网络传输协议 TCP三次握手四次挥手

互联网 CXYhh1212021-09-22编程10000问276

其实大家都听过TCP三次握手建立连接，四次挥手断开连接，那我们今天就来具体看看，TCP到底是如何三次握手和四次挥手的，本文来为大家详细解析

TCP三次握手四次挥手

我们之前在传输层协议TCP与UDP 中详细介绍了UDP协议和TCP协议格式以及他们各自的特点，我们知道TCP协议是面向连接的，那面向连接就得需要做建立连接，维护连接，断开连接这些工作。

TCP三次握手四次挥手

服务器状态转换

[CLOSED->LISTEN] 服务器调用listen后就进入LISTEN状态，等待客户端向自己发起连接

[LISTEN->SYN_RCVD] 一旦监听到连接请求(同步报文段)，就会将该连接放入内核中维护的连接等待队列中，并向客户端发送SYN+ACK报文确认已收到看客户端的连接请求

[SYN_RCVD->ESTABLISHED] 服务器一旦收到了客户端的确认报文，就进入ESTABLISHED状态，就可以进行读写数据了

[ESTABLISHED->CLOSE_WAIT] 当客户端主动关闭连接(调用close),服务器收到客户端发送的结束报文段FIN，服务器向客户端返回确认收到关闭连接的报文后，就会进入CLOSE_WAIT

[CLOSE_WAIT->LAST_ACK] 当服务器进入CLOSE_WAIT状态时，说明服务器已经开始准备关闭连接(但是需要先处理完之前的数据),当服务器真正调用close关闭连接时，会向客户端发送FIN报文，自己则进入LAST_ACK状态，等待最后一个ACK的到来(这里的ACK是指客户端对于服务器发送的FIN的响应报文)

[LAST_ACK->CLOSED] 服务器收到了客户端对FIN报文的响应ACK，至此服务器关闭连接成功

客户端状态转换

[CLOSED->SYN_SEND] 客户端调用connect，向服务器发送同步报文段，表示想与服务器建立连接，自己进入SYN_SEND状态等待服务器的响应

[SYN_SEND->ESTABLISHED] connect调用成功，客户端收到服务器的响应报文ACK，进入ESTABLISHED状态，可以读写数据

[ESTABLISHED->FIN_WIAT_1] 客户端主动调用close，向服务器发送结束报文段，自己进入FIN_WAIT_1状态，等待服务器的响应

[FIN_WAIT_1->FIN_WAIT_2]客户端收到服务器对结束报文段的确认，则进入FIN_WAIT_2状态，开始等待服务器的结束报文段

[FIN_WAIT_2 -> TIME_WAIT] 客户端收到服务器发来的结束报文段, 进入TIME_WAIT, 并发出对服务器发送的结束报文的的响应 LAST_ACK;

[TIME_WAIT -> CLOSED] 客户端要等待一个2MSL(Max Segment Life, 报文最大生存时间)的时间, 才会进入CLOSED状态(因为要防止服务器没有收到LASK_ACK，需要进行重发的情况).

TCP状态转换图

TCP中常见的面试题

为什么是三次握手，不是一次或者两次

答：3次握手完成两个重要的功能，既要双方做好发送数据的准备工作(双方都知道彼此已准备好)，也要允许双方就初始序列号进行协商，这个序列号在握手过程中被发送和确认。

现在把三次握手改成仅需要两次握手，死锁是可能发生的。作为例子，考虑计算机S和C之间的通信，假定C给S发送一个连接请求分组，S收到了这个分组，并发送了确认应答分组。
按照两次握手的协定，S认为连接已经成功地建立了，可以开始发送数据分组。
可是，C在S的应答分组在传输中被丢失的情况下，将不知道S 是否已准备好，不知道S建立什么样的序列号，C甚至怀疑S是否收到自己的连接请求分组。
在这种情况下，C认为连接还未建立成功，将忽略S发来的任何数据分组，只等待连接确认应答分组。而S在发出的分组超时后，重复发送同样的分组。这样就形成了死锁。
两次握手还可能造成服务器资源的浪费，怎么说呢，再举个栗子，假设今天C向S发送了一个连接请求，并等待S的响应，S给C发送ACK之后，就认为连接已经建立，我们知道连接建立之后是需要维护这个连接的，此时S的操作系统就需要分配资源和空间来维护这个连接，那假设S给C的响应丢失了，C并未收到响应则认为连接没有建立成功，不能正常通信，此时S维护的连接就是一个失败的连接，不能成功通信，那假设今天由100万个客户端向S这个服务器发送连接请求，结果都没有收到响应，此时S就维护了100万个无用的连接，浪费服务器的资源

为什么是三次握手，四次挥手

答：因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。

但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，“你发的FIN报文我收到了”。

只有等到Server端所有的报文都发送完了，所有的数据也处理完了之后，Server端才能发送FIN报文表示自己能够断开连接，因此不能一起发送。故需要四步握手。

如果已经建立了连接，但是客户端突然出现故障了怎么办？

答：TCP连接是有一个保活计时器，显然，客户端如果出现故障，服务器不能一直等下去，白白浪费资源。

服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位这个计时器，时间通常是设置为2小时，若两小时还没有收到客户端的任何数据，服务器就会发送一个探测报文段，以后每隔75秒钟发送一次。

若一连发送10个探测报文仍然没反应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭连接。

为什么会有TIME_WAIT状态

现在做一个测试,首先启动server,然后启动client,然后用Ctrl-C使server终止,这时马上再运行server, 结果是:

这是因为,虽然server的应用程序终止了,但TCP协议层的连接并没有完全断开,因此不能再次监听同样的server端口.我们用netstat命令查看一下:

理解TIME_WAIT

TCP协议规定,主动关闭连接的一方要处于TIME_ WAIT状态,等待两个MSL(maximum segment lifetime)的时间后才能回到CLOSED状态.
我们使用Ctrl-C终止了server, 所以server是主动关闭连接的一方, 在TIME_WAIT期间仍然不能再次监听同样的server端口;
MSL在RFC1122中规定为两分钟,但是各操作系统的实现不同, 在Centos7上默认配置的值是60s;
可以通过 cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_fin_timeout 查看msl的值

我们来想一想，为什么TIME_WAIT的时间是2MSL

MSL是TCP报文的最大生存时间, 因此TIME_WAIT持续存在2MSL的话就能保证在两个传输方向上的尚未被接收或迟到的报文段都已经消失(否则服务器立刻重启, 可能会收到来自上一个进程的迟到的数据, 但是这种数据很可能是错误的);

同时也是在理论上保证最后一个报文可靠到达(假设最后一个ACK丢失, 那么服务器会再重发一个FIN. 这时虽然客户端的进程不在了, 但是TCP连接还在, 仍然可以重发LAST_ACK);

解决TIME_WAIT状态引起的bind失败的方法

在server的TCP连接没有完全断开之前不允许重新监听, 某些情况下可能是不合理的
服务器需要处理非常大量的客户端的连接(每个连接的生存时间可能很短, 但是每秒都有很大数量的客户端来请求).
这个时候如果由服务器端主动关闭连接(比如某些客户端不活跃, 就需要被服务器端主动清理掉), 就会产生大量TIME_WAIT连接.
由于我们的请求量很大, 就可能导致TIME_WAIT的连接数很多, 每个连接都会占用一个通信五元组(源ip,源端口, 目的ip, 目的端口, 协议). 其中服务器的ip和端口和协议是固定的. 如果新来的客户端连接的ip和端口号和TIME_WAIT占用的链接重复了，就会出现问题.
使用setsockopt() 设置socket描述符的选项SO_REUSEADDR为1, 表示允许创建端口号相同但IP地址不同的多个socket描述符

setsockopt