整理笔记：tcp三次握手和四次挥手详解

tcp连接需要解决的问题

1.tcp是面向连接的协议，传输连接是用来传送tcp报文的，传输连接有三个阶段，即：连接建立，数据传送和连接释放。

tcp连接的建立需要解决如下三个问题：
（1）要使每一方确知对方的存在。
（2）允许双方协商一些参数（如最大窗口值，是否使用窗口扩大选项和时间戳选项等）
（3）能够对运输实体资源（如缓存大小）进行分配。

tcp连接的建立（三次握手）

tcp建立连接采用客户服务器方式，主动发起连接建立的应用进程叫做客户端，而被动等待连接建立的应用进程叫做服务器。

假设主机A运行的是TCP客户端程序，B运行TCP服务器程序，最初两端的TCP进程都处于CLOSED状态。在本例中，A主动打开连接，B被动打开连接。

一开始，B的TCP服务器进程先创建传输控制块TCB，准备接受客户进程的连接请求，然后服务器进程就处于 LISTEN(收听)状态，等待客户的连接请求。如有，即作出响应。

TCB(传输控制块）存储了每一个连接中的一些重要信息，如TCP连接表，接收缓存的指针等。
第一次(##加斜体的内容为在网络中查找借鉴的说法）
A的TCP客户进程也是首先创建传输控制模块TCB。然后，在打算建立TCP连接时，向B发出连接请求报文段，这时首部中的同步位SYN=1，同时选择一个初始序号se=X。TCP规定，SYN报文段(即SYN=1的报文段)不能携带数据，但要消耗掉一个序号。
这时，TCP客户进程进入SYN-SENT(同步已发送)状态。

####客户端给服务端发一个 SYN 报文，并指明客户端的初始化序列号 ISN。此时客户端处于 SYN_SENT 状态。
首部的同步位SYN=1，初始序号seq=x，SYN=1的报文段不能携带数据，但要消耗掉一个序号。###

第二次
B收到连接请求报文段后，如同意建立连接，则向A发送确认。在确认报文段中应把SYN位和ACK位都置1，确认号是ack=x+1，同时也为自己选择一个初始序号seq=y。
请注意，这个报文段也不能携带数据，但同样要消耗掉一个序号。这时TCP服务器进程进入 SYN-RCVD(同步收到)状态。

####服务器收到客户端的 SYN 报文之后，会以自己的 SYN 报文作为应答，并且也是指定了自己的初始化序列号 ISN(s)。同时会把客户端的 ISN + 1 作为ACK 的值，表示自己已经收到了客户端的 SYN，此时服务器处于 SYN_RCVD 的状态。 在确认报文段中SYN=1，ACK=1，确认号ack=x+1，初始序号seq=y。####

第三次
TCP客户进程收到B的确认后，还要向B给出确认。确认报文段的ACK置1，确认号ack=y+1，而自己的序号seq=x+1。TCP的标准规定，ACK报文段可以携带数据。但如果不携带数据则不消耗序号，在这种情况下，下一个数据报文段的序号仍是seq=x+1。这时，TCP连接已经建立，A进入 ESTABLISHED(已建立连接)状态。
当B收到A的确认后，也进入 ESTABLISHED状态。

客户端收到 SYN 报文之后，会发送一个 ACK 报文，当然，也是一样把服务器的 ISN + 1 作为 ACK 的值，表示已经收到了服务端的 SYN 报文，此时客户端处于 ESTABLISHED 状态。服务器收到 ACK 报文之后，也处于 ESTABLISHED 状态，此时，双方已建立起了连接。
确认报文段ACK=1，确认号ack=y+1，序号seq=x+1（初始为seq=x，第二个报文段所以要+1），ACK报文段可以携带数据，不携带数据则不消耗序号。######

上面给出的连接建立过程叫做三报文握手。请注意，在上图中B发送给A的报文段，也可拆成两个报文段。可以先发送一个确认报文段(ACK=，ak=x+1)，然后再发送一个同步报文段(SYN=1，seq=y)。这样的过程就变成了四报文握手，但效果是同样的。

为什么是三次握手？（两次握手不行吗）

为什么A最后还要发送一次确认呢?这主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了B，因而产生错误.

所谓“已失效的连接请求报文段”是这样产生的。考虑一种正常情况，A发出连接请求，但因连接请求报文丢失而未收到确认，于是A再重传一次连接请求。后来收到了确认，建立了连接。数据传输完毕后，就释放了连接。A共发送了两个连接请求报文段，其中第一个丢失，第二个到达了B，没有“已失效的连接请求报文段”.

现假定出现一种异常情况，即A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某些网络结点长时间滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达B。本来这是一个早已失效的报文段。但B收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用报文握手，那么只要B
发出确认，新的连接就建立了。

由于现在A并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬B的确认，也不会向B发送数据。但B却以为新的运输连接已经建立了，并一直等待A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。

采用三次握手的方法，可以防止上述现象的发生，例如在刚才的异常情况下，A不会向B的确认发出确认。B由于收不到确认，就知道A并没有要求建立连接。

tcp连接的释放（四次挥手）

数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。现在A和B都处于ESTABLISHED状态。

第一次挥手
A的应用进程先向其TCP发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭TCP连接。A把连接释放报文段首部的终止控制位FIN置1，其序号seq=u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。这时A进入 FIN-WAIT-1(终止等待1)状态，等待B的确认。请注意，TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，它也消耗一个序号。

第二次挥手

B收到连接释放报文段后即发出确认，确认号是ack=u+1，而这个报文段自己的序号是v，等于B前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。然后B就进入 CLOSEWAIT(关闭等待)状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的连接就释放了，这时的TCP连接处于半关闭( half-close状态，即A已经没有数据要发送了，但B若发送数据，A仍要接收。也就是说，从B到A这个方向的连接并未关闭，这
个状态可能会持续一段时间。
A收到来自B的确认后，就进入 FIN-WAIT2(终止等待2)状态，等待B发出的连接释放报文

第三次挥手

若B已经没有要向A发送的数据，其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的连接释放报文段必须使FN=1。现假定B的序号为w(在半关闭状态B可能又发送了一些数据)。B还必须重复上次已发送过的确认号ack=u+1，这时B就进入 LAST-ACK最后确认)状态，等待A的确认

第四次挥手

A在收到B的连接释放报文段后，必须对此发出确认，在确认报文段中把ACK置1，确认号ack=w+1，而自己的序号是seq=u+1(根据TCP标准，前面发送过的F报文段要消耗一个序号)。然后进入到 TIME-WA(时间等待)状态。请注意，现在TCP连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器( TIME-WAIT timer设置的时间2MSL后，A才进入到 CLOSED状态。时间MSL叫做最长报文段寿命 Maximum Segment Lifetime)，RFC793
建议设为2分钟。但这完全是从工程上来考虑的，对于现在的网络，MSL=2分钟可能太长了一些。因此TCP允许不同的实现可根据具体情况使用更小的MSL值。因此，从A进入到 TIME-WAIT状态后，要经过4分钟才能进入到 CLOSED状态，才能开始建立下一个新的的连接。当A撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。

四次挥手手过程中为什么等待2msl？

有两个理由：

第一，为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。这个ACK报文段有可能丢失，因而使处在 LAST-ACK状态的B收不到对已发送的FN+ACK报文段的确认。B会超时重传这个FIN+ACK报文段，而A就能在2MSL时间内收到这个重传的FN+ACK报文段。接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后，A和B都正常进入到CLOSED状态。如果A在 TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是在发送完ACK报文段后
立即释放连接，那么就无法收到B重传的FIN+ACK报文段，因而也不会再发送一次确认报文段。这样，B就无法按照正常步骤进入 CLOSED状态。

第二，防止之前提到的“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过时间2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段B只要收到了A发出的确认，就进入 CLOSED状态。同样，B在撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。我们注意到，B结束TCP连接的时间要比A早
些。
上述的TCP连接释放过程是四报文握手

tcp的保活计时器

除时间等待计时器外,TCP还设有一个保活计时器 keepalive timer))设想有这样的情况：
客户已主动与服务器建立了TCP连接。但后来客户端的主机突然出故障。显然,服务 器以后就不能再收到客户发来的数据。因此,应当有措施使服务器不要再白白等待下去,这 就是使用保活计时器。服务器每收到一次客户的数据,就重新设置保活计时器,时间的设置 通常是两小时。若两小时没有收到客户的数据,服务器就发送一个探测报文段,以后则每隔 75秒钟发送一次。若一连发送10个探测报文段后仍无客户的响应,服务器就认为客户端出 了故障,接着就关闭这个连接 .