摘要

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。本博文将详细讲述有关于TCP/IP协议相关的原理。同时将详细介绍三次握手和四次挥手的原理，同时分析面试中的常见问题，帮助大家更好的理解TCP/IP的三次握手四次挥手原理。

一、HTTP的三次握手原理

三次握手流程：

1. 第一次握手：建立连接时，客户端发送syn包（syn=x）到服务器，并进入SYN_SENT状态，等待服务器确认；SYN：同步序列编号（Synchronize Sequence Numbers）。
2. 第二次握手：服务器收到syn包，必须确认客户的SYN（ack=x+1），同时自己也发送一个SYN包（syn=y），即SYN+ACK包，此时服务器进入SYN_RECV状态；
3. 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=y+1），此包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED（TCP连接成功）状态，完成三次握手。

为什么是三次握手？不是两次、四次？

三次握手才可以阻止重复历史连接的初始化（主要原因）

网络环境是错综复杂的，往往并不是如我们期望的⼀样，先发送的数据包，就先到达⽬标主机，可能会由于⽹络拥堵等乱七⼋糟的原因，会使得旧的数据包，先到达⽬标主机，那么这种情况下 TCP 三次握⼿是如何避免的呢？

客户端连续发送多次 SYN 建⽴连接的报⽂，在网络拥堵情况下：

• ⼀个旧 SYN 报文比最新的 SYN 报⽂早到达了服务端；
• 那么此时服务端就会回⼀个 SYN + ACK 报⽂给客户端；
• 客户端收到后可以根据⾃身的上下⽂，判断这是⼀个历史连接（序列号过期或超时），那么客户端就会发送 RST 报⽂给服务端，表示中止这⼀次连接。
• 如果是两次握⼿连接，就不能判断当前连接是否是历史连接，三次握⼿则可以在客户端（发送⽅）准备发送第三次报⽂时，客户端因有⾜够的上下⽂来判断当前连接是否是历史连接：
• 如果是历史连接（序列号过期或超时），则第三次握⼿发送的报⽂是 RST 报⽂，以此中⽌历史连接；
• 如果不是历史连接，则第三次发送的报⽂是 ACK 报⽂，通信双⽅就会成功建⽴连接； 所以，TCP 使⽤三次握⼿建⽴连接的最主要原因是防⽌历史连接初始化了连接。

三次握手才可以同步双方的初始序列号

TCP 协议的通信双⽅， 都必须维护⼀个序列号， 序列号是可靠传输的⼀个关键因素，它的作⽤：

• 接收⽅可以去除重复的数据；
• 接收⽅可以根据数据包的序列号按序接收；
• 可以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对⽅收到的

序列号在 TCP 连接中占据着常重要的作⽤，所以当客户端发送携带初始序列号的 SYN 报⽂的时 候，需要服务端回⼀个 ACK 应答报⽂，表示客户端的 SYN 报⽂已被服务端成功接收，那当服务端发送初始序 列号给客户端的时候，依然也要得到客户端的应答回应，这样⼀来⼀回，才能确保双⽅的初始序列号能被可靠的同步

四次握⼿其实也能够可靠的同步双⽅的初始化序号，但由于第⼆步和第三步可以优化成⼀步，所以就成了三次握 ⼿。 ⽽两次握⼿只保证了⼀⽅的初始序列号能被对⽅成功接收，没办法保证双⽅的初始序列号都能被确认接收。

三次握手才可以避免资源浪费

如果只有两次握⼿，当客户端的 SYN 请求连接在⽹络中阻塞，客户端没有接收到 ACK 报⽂，就会重新发送SYN ，由于没有第三次握⼿，服务器不清楚客户端是否收到了⾃⼰发送的建⽴连接的 ACK 确认信号，所以每收到⼀个 SYN就只能先主动建⽴⼀个连接，这会造成什么情况呢？ 如果客户端的 SYN 阻塞了，重复发送多次 SYN 报⽂，那么服务器在收到请求后就会建⽴多个冗余的无效的连接，造成不必要的资源浪费。

二、HTTP的四次挥手原理

 四次挥手的流程：

1. 客户端进程发出连接释放报文，并且停止发送数据。释放数据报文首部，FIN=1，其序列号为seq=u（等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1），此时，客户端进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态。 TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也要消耗一个序号。
2. 服务器收到连接释放报文，发出确认报文，ACK=1，ack=u+1，并且带上自己的序列号seq=v，此时，服务端就进入了CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器通知高层的应用进程，客户端向服务器的方向就释放了，这时候处于半关闭状态，即客户端已经没有数据要发送了，但是服务器若发送数据，客户端依然要接受。这个状态还要持续一段时间，也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。
3. 客户端收到服务器的确认请求后，此时，客户端就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待服务器发送连接释放报文（在这之前还需要接受服务器发送的最后的数据）。
4. 服务器将最后的数据发送完毕后，就向客户端发送连接释放报文，FIN=1，ack=u+1，由于在半关闭状态，服务器很可能又发送了一些数据，假定此时的序列号为seq=w，此时，服务器就进入了LAST-ACK（最后确认）状态，等待客户端的确认。
5. 客户端收到服务器的连接释放报文后，必须发出确认，ACK=1，ack=w+1，而自己的序列号是seq=u+1，此时，客户端就进入了TIME-WAIT（时间等待）状态。注意此时TCP连接还没有释放，必须经过2∗∗MSL（最长报文段寿命）的时间后，当客户端撤销相应的TCB后，才进入CLOSED状态。
6. 服务器只要收到了客户端发出的确认，立即进入CLOSED状态。同样，撤销TCB后，就结束了这次的TCP连接。可以看到，服务器结束TCP连接的时间要比客户端早一些。

为什么需要四次挥手？

• 关闭连接时，客户端向服务端发送 FIN 时，仅仅表示客户端不再发送数据了但是还能接收数据。
• 服务器收到客户端的 FIN 报⽂时，先回⼀个 ACK 应答报⽂，⽽服务端可能还有数据需要处理和发送，等服务端不再发送数据时，才发送 FIN 报⽂给客户端来表示同意现在关闭连接。 从上⾯过程可知，
• TCP 是全双工模式，并且支持半关闭特性，提供了连接的一端在结束发送后还能接收来自另一端数据的能力。任何一方都可以在数据传送结束后发出连接释放的通知，待对方确认后进入半关闭状态。当另一方也没有数据再发送的时候，则发出连接释放通知，对方确认后就完全关闭了 TCP 连接。
• 通俗的来说，两次握手就可以释放一端到另一端的 TCP 连接，完全释放连接一共需要四次握手。

为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？

1. MSL是Maximum Segment Lifetime，报⽂最⼤⽣存时间，它是任何报⽂在网络上存在的最⻓时间，超过这个时间报⽂将被丢弃。因为 TCP 报⽂基于是 IP 协议的。
2. TTL 字段：IP 头中有⼀个 TTL 字段，是IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过⼀个处理他的路由器此值就减 1，当此值为0则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报⽂通知源主机 

MSL与TTL的区别

MSL 的单位是时间，⽽TTL 是经过路由跳数。所以MSL 应该要⼤于等于 TTL 消耗为 0 的 时间，以确保报文已被⾃然消亡。TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比较合理的解释： 网络中可能存在来⾃发送⽅的数据包，当这些发送⽅的数据包 被接收⽅处理后⼜会向对⽅发送响应，所以⼀来⼀回需要等待2倍的时间。如果被动关闭⽅没有收到断开连接的最后的 ACK 报⽂，就会触发超时重发 Fin 报⽂，另⼀⽅接收到 FIN 后， 会重发 ACK 给被动关闭⽅，⼀来⼀去正好2个MSL。2MSL 的时间是从客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的。如果在 TIME-WAIT 时间内，因为客户端的 ACK 没有传输到服务端，客户端⼜接收到了服务端重发的 FIN 报⽂，那么 2MSL 时间将重新计时。

在Linux 系统⾥ 2MSL 默认是 60 秒，那么⼀个 MSL 也就是 30 秒。Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时 间为固定的 60 秒 。 其定义在 Linux 内核代码⾥的名称为 TCP_TIMEWAIT_LEN : define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) ，如果要修改 TIME_WAIT 的时间⻓度，只能修改 Linux 内核代码⾥ TCP_TIMEWAIT_LEN 的值，并重新编译 Linux 内核 。

为什么需要 TIME_WAIT 状态？

主动发起关闭连接的⼀⽅，才会有 TIME-WAIT 状态。 需要 TIME-WAIT 状态，主要是两个原因：

• 防止具有相同四元组的旧数据包被收到；
• 保证被动关闭连接的⼀⽅能被正确的关闭，即保证最后的 ACK 能让被动关闭⽅接收，从⽽帮助其正常关闭

假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，被延迟的数据包抵达后会发生什么呢？

如上图黄色框服务端在关闭连接之前发送的SEQ = 301 报⽂，被网络延迟。 这时有相同端⼝的TCP连接被复⽤后，被延迟的 SEQ = 301 抵达了客户端，那么客户端是有可能正常接收 这个过期的报⽂，这就会产⽣数据错乱等严重的问题。 所以，TCP 就设计出了这么⼀个机制，经过 2MSL 这个时间，⾜以让两个⽅向上的数据包都被丢弃，使得原来 连接的数据包在⽹络中都⾃然消失，再出现的数据包⼀定都是新建⽴连接所产⽣的。

假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，断开连接会造成什么问题呢？

• 如上图红⾊框框客户端四次挥⼿的最后⼀个 ACK 报⽂如果在⽹络中被丢失了，此时如果客户端 TIME- WAIT 过短或没有，则就直接进⼊了 CLOSED 状态了，那么服务端则会⼀直处在 LASE_ACK 状态。
• 当客户端发起建⽴连接的 SYN 请求报⽂后，服务端会发送RST报⽂给客户端，连接建⽴的过程就会被终止。

如果 TIME-WAIT 等待⾜够⻓的情况就会遇到两种情况 ？

• 服务端正常收到四次挥⼿的最后⼀个 ACK 报⽂，则服务端正常关闭连接。
• 服务端没有收到四次挥⼿的最后⼀个 ACK 报⽂时，则会重发 FIN 关闭连接报⽂并等待新的 ACK 报⽂。

所以客户端在 TIME-WAIT 状态等待 2MSL 时间后，就可以保证双⽅的连接都可以正常的关闭

TIME_WAIT 过多有什么危害？

如果服务器有处于TIME-WAIT 状态的 TCP，则说明是由服务器⽅主动发起的断开请求。 过多的 TIME-WAIT 状态主要的危害有两种：

• 第⼀是内存资源占⽤；
• 第⼆是对端⼝资源的占⽤，⼀个 TCP 连接⾄少消耗⼀个本地端口

如何优化 TIME_WAIT？

1. 打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 选项；

如下的 Linux 内核参数开启后，则可以复⽤处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所⽤。 有⼀点需要注意的是，tcp_tw_reuse 功能只能⽤客户端（连接发起⽅），因为开启了该功能，在调⽤ connect() 函数时，内核会随机找⼀个 time_wait 状态超过 1 秒的连接给新的连接复⽤。

1. net.ipv4.tcp_max_tw_buckets。

这个值默认为 18000，当系统中处于 TIME_WAIT 的连接⼀旦超过这个值时，系统就会将后⾯的 TIME_WAIT 连接 状态重置 。 这个⽅法过于暴⼒，⽽且治标不治本，带来的问题远⽐解决的问题多，不推荐使⽤

1. 程序中使⽤ SO_LINGER ，应⽤强制使⽤ RST 关闭

我们可以通过设置 socket 选项，来设置调⽤ close 关闭连接⾏为，我们可以通过设置 socket 选项，来设置调⽤ close 关闭连接⾏为 。

如果已经建立了连接，但是客户端突然出现故障了怎么办？

TCP 有⼀个机制是保活机制。这个机制的原理是这样的： 定义⼀个时间段，在这个时间段内，如果没有任何连接相关的活动，TCP 保活机制会开始作⽤，每隔⼀个时间间 隔，发送⼀个探测报⽂，该探测报文包含的数据⾮常少，如果连续几个探测报⽂都没有得到响应，则认为当前的 TCP 连接已经死亡，系统内核将错误信息通知给上层应⽤程序 ：

在 Linux 内核可以有对应的参数可以设置保活时间、保活探测的次数、保活探测的时间间隔，以下都为默认值：
tcp_keepalive_time=7200：
表示保活时间是7200秒（2⼩时），也就2⼩时内如果没有任何连接相关的活动，则会启动保活机制
tcp_keepalive_intvl=75：
表示每次检测间隔75秒；
tcp_keepalive_probes=9：
表示检测9次⽆响应，认为对⽅是不可达的，从⽽中断本次的连接。

如果开启了 TCP 保活，需要考虑以下⼏种情况：

• 第⼀种，对端程序是正常⼯作的。当 TCP 保活的探测报⽂发送给对端, 对端会正常响应，这样 TCP 保活时间会被 重置，等待下⼀个 TCP 保活时间的到来。
• 第⼆种，对端程序崩溃重启。当 TCP 保活的探测报⽂发送给对端后，对端是可以响应的，但由于没有该连接的 有效信息，会产⽣⼀个 RST 报⽂，这样很快就会发现 TCP 连接已经被重置。
• 第三种，是对端程序崩溃，或对端由于其他原因导致报⽂不可达。当 TCP 保活的探测报⽂发送给对端后，⽯沉⼤ 海，没有响应，连续⼏次，达到保活探测次数后，TCP 会报告该 TCP 连接已经死亡。

博文参考

《小林图解网络》

JavaGuide

最后

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