所谓三次握手（Three-Way Handshake）即建立TCP连接，就是指建立一个TCP连接时，需要客户端和服务端总共发送3个包以确认连接的建立。(一句话概括)
(本文转自：http://www.cnblogs.com/renyuan/p/3431022.html )
在TCP/IP协议中，TCP协议提供可靠的连接服务，采用三次握手建立一个连接。
第一次握手：建立连接时，客户端发送syn包(syn=j)到服务器，并进入SYN_SEND状态，等待服务器确认；
第二次握手：服务器收到syn包，必须确认客户的SYN（ack=j+1），同时自己也发送一个SYN包（syn=k），即SYN+ACK包，此时服务器进入SYN_RECV状态；
第三次握手：客户端收到服务器的SYN＋ACK包，向服务器发送确认包ACK(ack=k+1)，此包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED状态，完成三次握手。
完成三次握手，客户端与服务器开始传送数据，在上述过程中，还有一些重要的概念：
未连接队列：在三次握手协议中，服务器维护一个未连接队列，该队列为每个客户端的SYN包（syn=j）开设一个条目，该条目表明服务器已收到SYN 包，并向客户发出确认，正在等待客户的确认包。这些条目所标识的连接在服务器处于Syn_RECV状态，当服务器收到客户的确认包时，删除该条目，服务器 进入ESTABLISHED状态。
Backlog参数：表示未连接队列的最大容纳数目。
SYN-ACK 重传次数 服务器发送完SYN－ACK包，如果未收到客户确认包，服务器进行首次重传，等待一段时间仍未收到客户确认包，进行第二次重传，如果重传次数超 过系统规定的最大重传次数，系统将该连接信息从半连接队列中删除。注意，每次重传等待的时间不一定相同。
半连接存活时间：是指半连接队列的条目存活的最长时间，也即服务从收到SYN包到确认这个报文无效的最长时间，该时间值是所有重传请求包的最长等待时间总和。有时我们也称半连接存活时间为Timeout时间、SYN_RECV存活时间。
现在，我们来看一个完整的流程，在一个TCP socket上系统调用connect究竟是如何建立起一个到对端的连接的。我们还是以实验环境172.16.48.2向172.16.48.1的端口5002发起连接请求为例。
第一步，172.16.48.2向172.16.48.1发起连接请求，发送一个SYN段，指明目的端口5002，通告自己的初始序号（ISN，由协议栈 随机产生的一个32位数），设置确认序号为0(因为还没有收到过对端的数据)，通告自己的滑动窗口大小为5840(对端是5792，这似乎有问题，有待进 一步细查)，窗口扩大因子为2(在首部选项中)，通告最大报文段长度为1460(本地局域网)，下面是数据内容(已剥去链路层的以太网首部和网络层的IP 首部)：
数据内容 含义
基本首部
80 0e 源端口(32782)
13 8a 目的端口(5002)
00 00 07 bc 初始序号ISN
00 00 00 00 确认序号
a 首部长度
0 02 标志位，SYN=1
16 d0 滑动窗口大小(5840)
64 9e 校验和
00 00 紧急指针
TCP选项
02 04 05 b4 最大报文段长度(1460)
04 02 允许SACK
08 0a 00 0a 79 14 00 00 00 00 时间戳(0x000a7914)，回显时间戳(0)
01 占位。
03 03 02 窗口扩大因子(2)
第二步，172.16.48.1收到请求包，检查标志位，发现SYN=1，认为这是一个初始化连接的请求，回应这个SYN，同时也发送自己的SYN段(即 ACK,SYN同时置位)。因为SYN本身要占用一个序号（还有标志FIN也要占用一个序号）。所以，确认序号设置为172.16.48.2的ISN加1 (即172.16.48.1期望收到来自172.16.48.2的下一个包的第一个序号为0x07bd。同时也要通告自己的初始序号，滑动窗口大小，窗口 扩大因子，最大报文段长度等，下面是数据内容：
数据内容 含义
基本TCP首部
13 8a 源端口(5002)
80 0e 目的端口(32782)
98 8e 40 91 初始序号ISN
00 00 07 bd 确认序号(对端ISN+1)
a 首部长度
0 12 标志位，ACK=1, SYN=1
16 a0 滑动窗口大小
65 d7 校验和
00 00 紧急指针
TCP选项
02 04 05 b4 最大报文段长度(1460)
04 02 允许SACK
08 0a 00 3c 25 8a 00 0a 79 14 时间戳(0x003c258a)，回显时间戳(000a7914)
01 占位
03 03 02 窗口扩大因子(2)
第三步，172.16.48.2对来自172.16.48.1的SYN段进行确认，至此，TCP三次握手协议完成，连接建立，在172.16.48.2收 到SYN段时，将自己对应的socket的状态由TCP_SYN_SENT改为TCP_ESTABLISHED，进入连接建立状态，下面是数据内容：
数据内容 含义
80 0e 源端口(32782)
13 8a 目的端口(5002)
00 00 07 bd 序号(已不是ISN了)
98 8e 40 92 确认序号（对端ISN+1)
8 首部长度(8*4=32,有12字节的选项)
0 10 标志，ACK=1
05 b4 滑动窗口大小(1460，有问题？待确认)
a5 8a 校验和
00 00 紧急指针
01 占位
01 占位
08 0a 00 0a 79 14 00 3c 25 8a 时间戳(0x0a007914), 回显时间戳(0x003c258a)
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7、简述TCP三次握手过程，并说明为什么要3次握手
TCP 三次握手
TCP 连接是通过三次握手进行初始化的。三次握手的目的是同步连接双方的序列号和确认号并交换 TCP 窗口大小信息。以下步骤概述了通常情况下客户端计算机联系服务器计算机的过程：
1. 客户端向服务器发送一个SYN置位的TCP报文，其中包含连接的初始序列号x和一个窗口大小（表示客户端上用来存储从服务器发送来的传入段的缓冲区的大小）。
2. 服务器收到客户端发送过来的SYN报文后，向客户端发送一个SYN和ACK都置位的TCP报文，其中包含它选择的初始序列号y、对客户端的序列号的确认x+1和一个窗口大小（表示服务器上用来存储从客户端发送来的传入段的缓冲区的大小）。
3. .客户端接收到服务器端返回的SYN+ACK报文后，向服务器端返回一个确认号y+1和序号x+1的ACK报文，一个标准的TCP连接完成。
TCP 使用类似的握手过程来结束连接。这可确保两个主机均能完成传输并确保所有的数据均得以接收
TCP Client Flags TCP Server
1 Send SYN (seq=x) ----SYN---> SYN Received
2 SYN/ACK Received <---SYN/ACK---- Send SYN (seq=y)， ACK (x+1)
3 Send ACK (y+1) ----ACK---> ACK Received， Connection Established
w: ISN (Initial Sequence Number) of the Client
x: ISN of the Server
==========================================================
握手阶段：
序号 方向 seq ack
1 A->B 10000 0
2 B->A 20000 10000+1=10001
3 A->B 10001 20000+1=20001
解释：
1：A向B发起连接请求，以一个随机数初始化A的seq,这里假设为10000，此时ACK＝0
2：B收到A的连接请求后，也以一个随机数初始化B的seq，这里假设为20000，意思是：你的请求我已收到，我这方的数据流就从这个数开始。B的ACK是A的seq加1，即10000＋1＝10001
3：A收到B的回复后，它的seq是它的上个请求的seq加1，即10000＋1＝10001，意思也是：你的回复我收到了，我这方的数据流就从这个数开始。A此时的ACK是B的seq加1，即20000+1=20001
数据传输阶段：
序号 方向 seq ack size
23 A->B 40000 70000 1514
24 B->A 70000 40000+1514-54=41460 54
25 A->B 41460 70000+54-54=70000 1514
26 B->A 70000 41460+1514-54=42920 54
解释：
23:B接收到A发来的seq=40000,ack=30000,size=1514的数据包
24:于是B向A也发一个数据包，告诉B，你的上个包我收到了。B的seq就以它收到的数据包的ACK填充，ACK是它收到的数据包的SEQ加上数据包的大小(不包括以太网协议头，IP头，TCP头)，以证实B发过来的数据全收到了。
25:A在收到B发过来的seq为41460的数据包时，一看到41460，正好是它的上个数据包的seq加上包的大小，就明白，上次发送的数据包已安全 到达。于是它再发一个数据包给B。这个正在发送的数据包的seq也以它收到的数据包的ACK填充，ACK就以它收到的数据包的seq(70000)加上包 的size(54)填充,即ack=70000+54-54(全是头长，没数据项)。
26：一样的啊
在TCP/IP协议中，TCP协议提供可靠的连接服务，采用三次握手建立一个连接，如图1所示。
(1) 第一次握手：建立连接时，客户端A发送SYN包(SYN=j)到服务器B，并进入SYN_SEND状态，等待服务器B确认。
(2) 第二次握手：服务器B收到SYN包，必须确认客户A的SYN(ACK=j+1)，同时自己也发送一个SYN包(SYN=k)，即SYN+ACK包，此时服务器B进入SYN_RECV状态。
(3) 第三次握手：客户端A收到服务器B的SYN＋ACK包，向服务器B发送确认包ACK(ACK=k+1)，此包发送完毕，客户端A和服务器B进入ESTABLISHED状态，完成三次握手。
完成三次握手，客户端与服务器开始传送数据。
图1 TCP三次握手建立连接
由于TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独进行关闭。这个原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭。
（1）客户端A发送一个FIN，用来关闭客户A到服务器B的数据传送(报文段4)。
（2）服务器B收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1(报文段5)。和SYN一样，一个FIN将占用一个序号。
（3）服务器B关闭与客户端A的连接，发送一个FIN给客户端A(报文段6)。
（4）客户端A发回ACK报文确认，并将确认序号设置为收到序号加1(报文段7)。
TCP采用四次挥手关闭连接如图2所示。
图2 TCP四次挥手关闭连接
1．为什么建立连接协议是三次握手，而关闭连接却是四次握手呢？
这是因为服务端的LISTEN状态下的SOCKET当收到SYN报文的连接请求后，它可以把ACK和SYN(ACK起应答作用，而SYN起同步作用)放在一个报文里来发送。但关闭连接时，当收到对方的FIN报文通知时，它仅仅表示对方没有数据发送给你了；但未必你所有的数据都全部发送给对方了，所以你可能未必会马上会关闭SOCKET,也即你可能还需要发送一些数据给对方之后，再发送FIN报文给对方来表示你同意现在可以关闭连接了，所以它这里的ACK报文和FIN报文多数情况下都是分开发送的。
2．为什么TIME_WAIT状态还需要等2MSL后才能返回到CLOSED状态？
TIME_WAIT状态由两个存在的理由。
****（1）可靠的实现TCP全双工链接的终止****
这是因为虽然双方都同意关闭连接了，而且握手的4个报文也都协调和发送完毕，按理可以直接回到CLOSED状态（就好比从SYN_SEND状态到ESTABLISH状态那样）；但是因为我们必须要假想网络是不可靠的，你无法保证你最后发送的ACK报文会一定被对方收到，因此对方处于LAST_ACK状态下的SOCKET可能会因为超时未收到ACK报文，而重发FIN报文，所以这个TIME_WAIT状态的作用就是用来重发可能丢失的ACK报文。
** （2）允许老的重复的分节在网络中消逝**
假设在12.106.32.254的1500端口和206.168.1.112.219的21端口之间有一个TCP连接。我们关闭这个链接，过一段时间后在相同的IP地址和端口建立另一个连接。后一个链接成为前一个的化身。因为它们的IP地址和端口号都相同。TCP必须防止来自某一个连接的老的重复分组在连接已经终止后再现，从而被误解成属于同一链接的某一个某一个新的化身。为做到这一点，TCP将不给处于TIME_WAIT状态的链接发起新的化身。既然TIME_WAIT状态的持续时间是MSL的2倍，这就足以让某个方向上的分组最多存活msl秒即被丢弃，另一个方向上的应答最多存活msl秒也被丢弃。通过实施这个规则，我们就能保证每成功建立一个TCP连接时。来自该链接先前化身的重复分组都已经在网络中消逝了。
3. 为什么不能用两次握手进行连接？
我们知道，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。
补充：
a. 默认情况下(不改变socket选项)，当你调用close( or closesocket，以下说close不再重复)时，如果发送缓冲中还有数据，TCP会继续把数据发送完。
b. 发送了FIN只是表示这端不能继续发送数据(应用层不能再调用send发送)，但是还可以接收数据。
c. 应用层如何知道对端关闭？通常，在最简单的阻塞模型中，当你调用recv时，如果返回0，则表示对端关闭。在这个时候通常的做法就是也调用close，那么TCP层就发送FIN，继续完成四次握手。如果你不调用close，那么对端就会处于FIN_WAIT_2状态，而本端则会处于CLOSE_WAIT状态。这个可以写代码试试。
d. 在很多时候，TCP连接的断开都会由TCP层自动进行，例如你CTRL+C终止你的程序，TCP连接依然会正常关闭，你可以写代码试试。
插曲：
特别的TIME_WAIT状态：
从以上TCP连接关闭的状态转换图可以看出，主动关闭的一方在**发送完**对对方FIN报文的确认(ACK)报文后，会进入**TIME_WAIT状态**。TIME_WAIT状态**也称为2MSL状态**。什么是2MSL？MSL即Maximum Segment Lifetime，也就是报文最大生存时间，引用《TCP/IP详解》中的话：“它(MSL)是任何报文段被丢弃前在网络内的最长时间。”那么，2MSL也就是这个时间的2倍。其实我觉得没必要把这个MSL的确切含义搞明白，你所需要明白的是，当TCP连接完成四个报文段的交换时，主动关闭的一方将继续等待一定时间(2-4分钟)，即使两端的应用程序结束。你可以写代码试试，然后用netstat查看下。
为什么需要2MSL？根据《TCP/IP详解》和《The TCP/IP Guide》中的说法，有两个原因：
其一，保证发送的ACK会成功发送到对方，如何保证？我觉得可能是通过超时计时器发送。这个就很难用代码演示了。
其二，报文可能会被混淆，意思是说，其他时候的连接可能会被当作本次的连接。直接引用《The TCP/IP Guide》的说法：The second is to provide a “buffering period”between the end of this connection and any subsequent ones. If not for this period, it is possible that packets from different connections could be mixed, creating confusion.
TIME_WAIT状态所带来的影响：
当某个连接的一端处于TIME_WAIT状态时，该连接将不能再被使用。事实上，对于我们比较有现实意义的是，这个端口将不能再被使用。某个端口处于TIME_WAIT状态(其实应该是这个连接)时，这意味着这个TCP连接并没有断开(完全断开)，那么，如果你bind这个端口，就会失败。对于服务器而言，如果服务器突然crash掉了，那么它将无法再2MSL内重新启动，因为bind会失败。解决这个问题的一个方法就是设置socket的SO_REUSEADDR选项。这个选项意味着你可以重用一个地址。
对于TIME_WAIT的插曲：
当建立一个TCP连接时，服务器端会继续用原有端口监听，同时用这个端口与客户端通信。而客户端默认情况下会使用一个随机端口与服务器端的监听端口通信。有时候，为了服务器端的安全性，我们需要对客户端进行验证，即限定某个IP某个特定端口的客户端。客户端可以使用bind来使用特定的端口。对于服务器端，当设置了SO_REUSEADDR选项时，它可以在2MSL内启动并listen成功。但是对于客户端，当使
用bind并设置SO_REUSEADDR时，如果在2MSL内启动，虽然bind会成功，但是在windows平台上connect会失败。而在linux上则不存在这个问题。(我的实验平台：winxp, ubuntu7.10)
要解决windows平台的这个问题，可以设置SO_LINGER选项。SO_LINGER选项决定调用close时TCP的行为。SO_LINGER涉及到linger结构体，如果设置结构体中l_onoff为非0，l_linger为0，那么调用close时TCP连接会立刻断开，TCP不会将发送缓冲中未发送的数据发送，而是立即发送一个RST报文给对方，这个时候TCP连接就不会进入TIME_WAIT状态。如你所见，这样做虽然解决了问题，但是并不安全。通过以上方式设置SO_LINGER状态，等同于设置SO_DONTLINGER状态。
断开连接时的意外：
这个算不上断开连接时的意外，当TCP连接发生一些物理上的意外情况时，例如网线断开，linux上的TCP实现会依然认为该连接有效，而windows则会在一定时间后返回错误信息。这似乎可以通过设置SO_KEEPALIVE选项来解决，不过不知道这个选项是否对于所有平台都有效。
(转自：http://www.cnblogs.com/renyuan/p/3431022.html )