TCP连接终止（四次挥手）

TCP建立一个连接需要3个分节，终止一个连接需要4个分节。

tcp的连接的断开比建立要复杂一些的原因，本质上是因为资源的申请（初始化）本身比资源的释放简单，以C++为例，构造函数初始化对象很简单，而析构函数则要考虑所有资源安全有效的释放，tcp断开时序除了断开这一重要动作外，另外重要的潜台词是“我要断开连接了，你赶紧把收尾工作做了”

• 客户端主动调用关闭连接的函数，于是就会发送 FIN 报文，这个 FIN 报文代表客户端不会再发送数据了，进入 FIN_WAIT_1 状态；
• 服务端收到了 FIN 报文，然后马上回复一个 ACK 确认报文，此时服务端进入 CLOSE_WAIT 状态。在收到 FIN 报文的时候，TCP 协议栈会为 FIN 包插入一个文件结束符 EOF 到接收缓冲区中，服务端应用程序可以通过 read 调用来感知这个 FIN 包，这个 EOF 会被放在已排队等候的其他已接收的数据之后，所以必须要得继续 read 接收缓冲区已接收的数据；
• 接着，当服务端在 read 数据的时候，最后自然就会读到 EOF，接着 read() 就会返回 0，这时服务端应用程序如果有数据要发送的话，就发完数据后才调用关闭连接的函数，如果服务端应用程序没有数据要发送的话，可以直接调用关闭连接的函数，这时服务端就会发一个 FIN 包，这个 FIN 报文代表服务端不会再发送数据了，之后处于 LAST_ACK 状态；
• 主动方收到被动方的 ACK 应答报文后，之后进入 FIN_WAIT_2 状态。
• 客户端接收到服务端的 FIN 包，并发送 ACK 确认包给服务端，此时客户端将进入 TIME_WAIT 状态；
• 服务端收到 ACK 确认包后，就进入了最后的 CLOSE 状态；
• 客户端经过 2MSL 时间之后，也进入 CLOSE 状态；

可以看到，每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手。

注意，主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态。

详解

• 第一次握手：某个应用程序首先调用close，我们称该端执行主动关闭(active close)， 该TCP socket就会发送一段TCP报文：

  • 发送一个FIN分节，表示“请求释放连接”
  • 序号Seq=U
  • 随后该TCP连接就会进入FIN-WAIT-1阶段，即半关闭阶段，并且停止向另一端发送数据（这里的不发送指的是不发送应用数据，而且还是发送ACK等报文）。但是当前应用还是能够接受到另一端发送过来的数据

• 第二次握手：另一端接受到FIN之后

  • 这个FIN由TCP协议栈处理，我们知道，TCP协议栈为FIN包插入一个文件描述符EOF到接收缓冲区中，应用程序可以通过read调用来感知这个FIN包。一定要注意，这个EOF会被放在已排队等候的其他已接收的数据之后，这就意味着接收端应用程序需要处理这种异常情况，因为EOF表示在该连接上再无额外数据到达
  • 它此时就会结束established阶段，进入CLOSE_WAIT（半关闭状态-- 表示服务器不再接受应用数据，但是本端还是可以向另一端发送数据的）并返回一段TCP报文：
  • 标记位为ACK，表示“接收到客户端发送的释放连接的请求”；
  • 序号为Seq=V；
  • 确认号为Ack=U+1，表示是在收到客户端报文的基础上，将其序号Seq值加1作为本段报文确认号Ack的值；
  • 随后服务器端开始准备释放服务器端到客户端方向上的连接。
  • 主动方收到从被动方发出的TCP报文之后，确认了被动方收到了主动方发出的释放连接请求，随后主动方结束FIN-WAIT-1阶段，进入FIN-WAIT-2阶段

• 第三次握手：

  • 被动方自从发出ACK确认报文之后，开始准备释放被动方到主动方方向上的连接。
  • 被动方读到EOF之后，其应用程序也调用close关闭它的套接字，这导致它的TCP也发送一个FIN包。这样，被动关闭方将进入LAST_ACK状态。

• 第四次握手：
  • 主动关闭方接收到对方的FIN包，并确认这个FIN包。主动关闭方进入TIME_WAIT状态，而接收到ACK的被动关闭方则进入CLOSE状态。过了2MSL时间之后，主动关闭方也进入CLOSE状态。

当然，这中间使用shutdown，执行一端到另一端的半关闭也是可以的。

当套接字被关闭时，TCP为其索再端发送一个FIN包。在大多数情况下，这是由应用进程调用close而发生的，值得注意的是，一个进程无论是正常退出（exit或者main函数返回），还是非正常退出（比如，收到SIGKILL信号关闭（kill -9）），所有该进程打开的描述符都会被系统关闭，这也导致TCP描述符对应的连接上发出的一个FIN包。

无论是客户端还是服务器，任何一端都可以发起主动关闭。大多数真实情况是客户端执行主动关闭，但是HTTP/1.0 却是由服务器发起主动关闭的。

第一次挥手丢失了，会怎么样？

主动关闭方的FIN发出去了，此时主动方处于FIN_WAIT_1 状态，客户端处于established状态。

• 如果这个FIN丢失了，主动方收不到ACK，那么会触发超时重传机制，重传 FIN 报文，重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制。
• 当重传次数超过 tcp_orphan_retries 后，就不在发送FIN报文，等待一段时间后（时间为上一次超时时间的 2 倍），如果还没有收到第二次挥手，那么就直接进入CLOSE状态

第二次挥手丢失了，会发生什么？

被动方收到第一个FIN之后，会回复一个ACK，并进入CLOSE_WAIT状态。如果这个ACK丢失了，会怎么样呢？

• ACK报文是不会重传的，如果丢失了，主动方会认为自己的第一个FIN没有发出去，主动方会触发超时重传，重传FIN报文，直到收到第二次挥手，或者达到最大重传次数

第三次挥手丢失了，会发生什么？

场景

此时主动方发送了一个FIN（第一次挥手），并且收到了被动方回复的ACK（第二次挥手），此时主动方将进入FIN_WAIT2状态，并等待被动方的FIN（第三次挥手）。

而被动方收到第一个FIN（第一次挥手）之后，内核会自动回复一个ACK，同时进入CLOSE_WAIT状态。

顾名思义，它表示等待应用程序调用close函数关闭连接。

此时，内核是没有权利替代进程关闭连接，必须由进程主动调用close函数来触发被动方发送FIN报文。

被动方调用close之后，内核就会发送一个FIN（第三次握手），并进入LAST_ACK状态（表示等待最后一个ACK）。如果这个FIN（第三次握手）丢失了，会怎么样呢？

分析

• 第三次FIN（第三次握手）丢失了，被动方将处于于LAST_ACK状态，被动方会收不到最后一个ACK，出于就会触发超时重传，重发 FIN 报文，重发次数仍然由 tcp_orphan_retries 参数控制，这与客户端重发 FIN 报文的重传次数控制方式是一样的。
• 主动方此时已经接收到了ACK(第二次握手)，但是没有收到FIN(第三次握手)，此时它处于FIN_WAIT_2状态
  • 对于主动方close函数关闭的连接，由于无法再发送和接收数据，FIN_WAIT_2不会维持太久，默认是60s(由tcp_fin_timeour控制)，如果60s后还是没有收到FIN(第三次握手)，主动方就会直接进入CLOSE状态
  • 对于主动方shutdown函数关闭的连接，此时主动关闭方还是可以接收数据的，只是不再可以发送数据了，它会一直处于FIN_WAIT2 状态，死等
• 关于tcp_orphan_retries

tcp_orphan_retries内核参数的默认值是 0，如果你要自定义 fin 报文的重传次数可以看：

你可能会好奇，这 0 表示几次？实际上当为 0 时，特指 8 次，从下面的内核源码可知：

第四次挥手丢失了，会发生什么？

主动方收到FIN(第三次握手)之后，将会发送一个ACK(第四次握手)，然后进入TIME_WAIT状态，如果这个ACK(第四次握手)丢失了，会怎么样呢？

• 此时，被动方处于LAST_ACK 状态。如果它没有收到最后一个ACK报文，它会认为自己的FIN(第三次握手)丢失了，于是就会触发超时重传FIN报文，直到达到最大重传次数(由tcp_orphan_retries 参数控制)，或者接收到最后一个ACK为止
• 此时，主动方出于TIME_WAIT状态，它会开启一个时长为2MSL的定时器，如果途中再次收主动方就会断开连接（注意，ACK报文是不会重传的）
  • 如果在主动方已经断开连接之后，又收到了FIN(第三次握手)会怎么样呢？此时主动方会直接发送一个RST，表示我已经在这里登陆这么长的时间了，已经仁至义尽了，之后发送的我就都不认了，此时被动方就知道主动方已经跑路了

太多的close_wait，怎么解决

CLOSE_WAIT，被动关闭方的状态

• 被动关闭方在ACK了第一个FIN之后，没有及时把自己的FIN发送出去，导致自己一直出于COLSE_WAIT状态，没有进入LAST_ACK状态

问题：

• 太多的CLOSE_WAIT可能导致资源耗尽

原因：

• 某种情况下客户端关闭了连接，但是我方忙于读写，没有关闭连接

解决：

• 服务器出现大量的close_wait状态，这个锅肯定是服务器端的coder背！
• 太多的CLOSE_WAIT：基本上是由于没有及时调用close造成的，因此应该及时调用close。
• 所以，应该有如下手段
  • .如果读写socket出错，那么就要调用close函数
  • 可以使用IP多路复用检测socket的活动状态，一旦异常，那么即使close
  • 定期向连接发送询问数据，检查收到的回复数据包（Heart-Beat线程发送指定格式的心跳数据包）

为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？

• 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长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 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。
• TTL 的值一般是 64，Linux 将 MSL 设置为 30 秒，意味着 Linux 认为数据报文经过 64 个路由器的时间不会超过 30 秒，如果超过了，就认为报文已经消失在网络中了。
• TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比较合理的解释是： 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。
• 可以看到 2MSL时长 这其实是相当于至少允许报文丢失一次。比如，若 ACK 在一个 MSL 内丢失，这样被动方重发的 FIN 会在第 2 个 MSL 内到达，TIME_WAIT 状态的连接可以应对。
• 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。

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。

TIME_WAIT的引入是为了让TCP报文得以自然消失，同时为了被动方能够正常关闭

说明

（1） 防止历史连接中的数据，为了让旧连接的重复分节在网络中自然消失

• 主动方直接跑路会有一个问题，主动方的端口就直接空出来了，但是被动方不知道，被动方原来发给很多包可能还在路上，如果主动方的端口被一个新的应用占据了，这个新的应用会收到上个连接中被动方发过来的包，虽然序列号是重新生成的，但是这里要上一个双保险，防止产生混乱，因而也需要等待足够长的时间，等到原来被动方发送的所有的包都死翘翘，再空出端口来。
  • 我们知道，在网络中，经常会发生报文经过一段时间才能到达目的地的情况，产生的原因是多种多样的，比如路由器重启、链路突然出现故障等。如果迷失报文到达时，发现TCP连接四元组（源 IP，源端口，目的 IP，目的端口）所代表的连接不复存在，那么很简单，这个报文自然丢弃
  • 我们考虑这样一个场景，在原连接中断后，又重新创建了一个原连接的“化身”，，说是化身其实是因为这个连接和原先的连接四元组完全相同，如果迷失报文经过一段时间也到达，那么这个报文会被误认为是连接“化身”的一个 TCP 分节，这样就会对 TCP 通信产生影响。
  • 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分组都被丢弃，使得原来连接的分组在网络中都自然消失，再出现的分组一定都是新化身所产生的。

（2）TIME-WAIT第二个作用是等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。

• TCP在设计的时候，做了充分的容错性设计。比如，TCP假设报文会出错，需要重传。在这里，如果图中主机1的ACK报文没有传输成功，那么主机2就会重新发送FIN报文
• 如果主机1没有维护TIME_WAIT状态，而直接进入CLOSE状态，它就失去了当前状态的上下文，只能回复一个RST操作，从而导致被动关闭方出现错误
• 现在主机1知道自己出于TIME_WAIT的状态，就可以在接收到FIN报文之后，重新发出一个ACK报文，使得主机2可以进入正常的CLOSE状态。

注意，2MLS的时间是从主机1收到FIN后发送ACK开始计时的；如果TIME_WAIT时间内，因为主机1的ACK没有传输到主机2，主机1又开始接收到了主机2重发的FIN报文，那么2MSL时间将重新计时。道理很简单，因为2MSL的时间，是为了让旧连接的所有报文能自然消亡，现在主机1重新发送了ACK报文，自然需要重新计时，以防止这个ACK报文对新可能的连接化身造成干扰

主动方可以直接起一个进程替换原来的端口，并不需要等待2MLS时间----这就是reuse

为什么要解决TIME_WAIT呢？

过多的TIME_WAIT的主要危害有两种：

• 第一是占用系统资源，比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等；
• 第二是占用端口资源，一个TCP连接至少消耗一个本地端口，要知道，端口资源也是有限的，一般可以开启的端口为 32768～61000 ，也可以通过net.ipv4.ip_local_port_range指定，如果TIME_WAIT状态过多，会导致无法创建新连接

客户端和服务端 TIME_WAIT 过多，造成的影响是不同的。

（1）如果客户端（主动发起关闭连接方）的 TIME_WAIT 状态过多，占满了所有的端口资源，那么：

• 无法对[目的IP+目的PORT]都一样的服务器发起连接了，但是被使用的端口，还是可以继续对另一个服务器发起连接的
• 这是因为内核在定位一个连接的时候，是通过四元组（源IP、源端口、目的IP、目的端口）信息来定位的，并不会因为客户端的端口一样，而导致连接冲突。

（2）如果服务端（主动发起关闭连接方）的 TIME_WAIT 状态过多，并不会导致端口资源受限，因为服务端只监听一个端口，而且由于一个四元组唯一确定一个TCP连接，因此理论上服务器可以建立很多连接，但是TCP连接过多，会占用系统资源，比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等

TIME_WAIT太多会出现什么情况？

• 现象：服务的可用性时好时坏，一段时间可以对外提供服务，一段时间又不可以。
• 查询：通过netstat命令查看，发生主机上有成千上万处于TIME-WAIT状态的连接
• 分析：当前这个服务需要荣光发起TCP连接对外提供服务。每个连接会占用一个本地接口，当在高并发的情况下，TIME_WAIT状态的连接过多，多到把本机可用的端口耗尽，应用服务对外表现的症状，就是不能正常工作了。当过了一段时间之后，处于TIME_WAIT的连接被系统回收并关闭后，释放出本地端口可供使用，应用服务对外表现为可以正常工作。这样周而复始，就会出现一会儿不可以，过一两分钟又可以正常工作的现象。

太多的 TIME_WAIT，如何解决？

TIME_WAIT：主动关闭方的状态：

• 它在收到第二个FIN时并发出最后一个ACK之后就会进入TIME_WAIT状态2MLS
• 如果在这2MSL内又收到了第二个FIN，那么计时器就会重置并重新发送一个ACK（一直发一直发，不可能）
• 如果超过了2MSL内都没有收到第二个FIN，那么主动方就认为本次连接已经关闭，进入CLOSE状态

在实际项目中，对于TIME_WAIT：

• 对于客户端：HTTP请求的头部，要求长连接
• 对于服务端：设置端口重用和缩小TIME_WAIT的时间
  • 允许 time_wait 状态的 socket 被重用（给socket添加一个SO_REUSEADDR选项）
  • 缩减 time_wait 时间，设置为 1 MSL（即，2 mins）

具体解释

这里给出优化 TIME-WAIT 的几个方式，都是有利有弊：

• 打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 选项；
• net.ipv4.tcp_max_tw_buckets
• 程序中使用 SO_LINGER ，应用强制使用 RST 关闭。

（1）方式一：net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps

• 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（推荐使用）
• Linux 系统对于net.ipv4.tcp_tw_reuse的解释如下:

Allow to reuse TIME-WAIT sockets for new connections when it is safe from protocol viewpoint. Default value is 0.It should not be changed without advice/request of technical experts.

• 这段话的大意是从协议角度理解如果是安全可控的，可以复用处于TIME_WAIT的套接字为新的连接所用
• 那么什么是协议角度理解的安全可控呢？主要有两点：
  • 只适用于连接发起方（C/S 模型中的客户端）；
  • 对应的TIME_WAIT状态的连接创建时间超过1s才可以被复用
• 使用这个选项，还有一个前提，需要打开对TCP时间戳的支持，即net.ipv4.tcp_timestamps=1（默认即为 1）。
• 注意，tcp_tw_reuse功能只能由客户端(发起连接方)，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1s的连接给新的连接复用

net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1

• 使用这个选项，还有一个前提，需要打开对 TCP 时间戳的支持，即

net.ipv4.tcp_timestamps=1（默认即为 1）

• 要知道，TCP协议也在与时俱进，RFC1323中实现了TCP扩展规范，以便保证TCP的高可用，并引入了新的TCP选项，这个时间戳的字段是在 TCP 头部的「选项」里，它由一共 8 个字节表示时间戳，其中第一个 4 字节字段用来保存发送该数据包的时间，第二个 4 字节字段用来保存最近一次接收对方发送到达数据的时间。
• 由于引入了时间戳，我们在前面提到的 2MSL 问题就不复存在了，因为重复的数据包会因为时间戳过期被自然丢弃。

（2）方式二：net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

• 一个暴力的方法是通过sysctl命令，将系统值调小。
• 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，系统就会将所有的TIME_WAIT连接状态重置，并且只打印出警告信息
• 这个方法过于暴力，而且治标不治本，带来的问题比解决的问题多，不推荐使用

（3）方式三：程序中使用 SO_LINGER（此种方法不可，推荐方法四）

• linger可以翻译为停留。我们可以通过1设置套接字选项，来设置调用close或者shutdown关闭连接时的行为

int setsockopt(int sockfd, int level, int optname, const void *optval,
　　　　　　　　socklen_t optlen);

struct linger {
　int　 l_onoff;　　　　/* 0=off, nonzero=on */
　int　 l_linger;　　　　/* linger time, POSIX specifies units as seconds */
}

• 设置linger参数有几种可能：
  • 如果l_onoff为0，那么关闭本选项。l_linger的值被忽略，这对应了默认行为，close或者shutdown立即返回。如果在套接字发送缓存区中有数据残留，系统会试着把这些数据发送出去
  • 如果l_onoff为非 0， 且l_linger值为 0，那么调用 close 后，会立该发送一个 RST 标志给对端，该 TCP 连接将跳过四次挥手，也就跳过了 TIME_WAIT 状态，直接关闭。这种关闭的方式称为“强行关闭”。 在这种情况下，排队数据不会被发送，被动关闭方也不知道对端已经彻底断开。只有当被动关闭方正阻塞在recv()调用上时，接受到 RST 时，会立刻得到一个“connet reset by peer”的异常。
  • 如果l_onoff为非 0， 且l_linger的值也非 0，那么调用 close 后，调用 close 的线程就将阻塞，直到数据被发送出去，或者设置的l_linger计时时间到。
• 第二种可能为跨越 TIME_WAIT 状态提供了一个可能，不过是一个非常危险的行为，不值得提倡。

struct linger so_linger;
so_linger.l_onoff = 1;
so_linger.l_linger = 0;
setsockopt(s, SOL_SOCKET, SO_LINGER, &so_linger,sizeof(so_linger));

前面介绍的方法都是试图越过 TIME_WAIT状态的，这样其实不太好。虽然 TIME_WAIT 状态持续的时间是有一点长，显得很不友好，但是它被设计来就是用来避免发生乱七八糟的事情。

《UNIX网络编程》一书中却说道：TIME_WAIT 是我们的朋友，它是有助于我们的，不要试图避免这个状态，而是应该弄清楚它。

如果服务端要避免过多的 TIME_WAIT 状态的连接，就永远不要主动断开连接，让客户端去断开，由分布在各处的客户端去承受 TIME_WAIT

既然打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 参数可以快速复用处于 TIME_WAIT 状态的 TCP 连接，那为什么 Linux 默认是关闭状态呢？

这道题其实是在问[如果TIME_WAIT状态持续时间过短或者没有，会有什么问题呢]

tcp_tw_reuse 的作用是让客户端快速复用处于 TIME_WAIT 状态的端口，相当于跳过了 TIME_WAIT 状态，这可能会出现这样的两个问题：

• 历史RST报文可能会终止后面相同四元组的连接
• 如果第四次挥手的ACK报文丢失了，有可能被动关闭连接的一方不能被正常的关闭

在 TIME_WAIT 状态的 TCP 连接，收到 SYN 后会发生什么？

这要看SYN的序列号和时间戳是否合法，处于TIME_WAIT 状态的连接收到SYN之后，会根据SYN[序列号和时间戳]做不同的处理。

怎么处理

服务端是主动关闭方：

• 如果SYN合法，那么会重用此四元组连接，跳过2MSL而转为SYN_RECV状态
• 如果SYN非法，那么服务端会回复一个ACK(第四次挥手)，客户端收到之后，发送不是自己期望的ACK，就会回复一个RST给服务端

什么是合法的时间戳

• 如果双方都开启了时间戳
  • 合法 SYN：客户端的 SYN 的「序列号」比服务端「期望下一个收到的序列号」要大，并且 SYN 的「时间戳」比服务端「最后收到的报文的时间戳」要大。
  • 非法 SYN：客户端的 SYN 的「序列号」比服务端「期望下一个收到的序列号」要小，或者 SYN 的「时间戳」比服务端「最后收到的报文的时间戳」要小。
• 如果双方都没有开启了时间戳
  • 合法 SYN：客户端的 SYN 的「序列号」比服务端「期望下一个收到的序列号」要大。
  • 非法 SYN：客户端的 SYN 的「序列号」比服务端「期望下一个收到的序列号」要小。

在 TIME_WAIT 状态，收到 RST 会断开连接吗？

会不会断开，关键在于net.ipv4.tcp_rfc1337 这个内核参数（默认情况是为 0）：

• 如果这个参数设置为 0， 收到 RST 报文会提前结束 TIME_WAIT 状态，释放连接。
• 如果这个参数设置为 1， 就会丢掉 RST 报文。

四次挥手中收到乱序的 FIN 包会如何处理？

问题

这个问题其实是在问：在FIN_WAIT_2 状态下，是如何处理收到的乱序的FIN报文，然后TCP连接又是怎么才进入到TIME_WAIT这条的

回答

• 在FIN_WAIT_2 状态，如果收到乱序的FIN报文，那么就会被加入到[乱序队列]，并不会进入到TIME_WAIT状态
• 等再次收到前面被网络延迟的数据宝时，会判断乱序队列中有没有数据，然后会检测乱序队列中是否有可用的数据，如果能在乱序队列中找到与当前报文的序列号保持的顺序的报文，就会看该报文是否有FIN标志，如果有，才会进入 TIME_WAIT 状态。

挥手能不能同时发起呢？

如果双方同时都主动发起了关闭，TCP 会怎么处理这种情况呢？我们看下图：

• 双方同时发起关闭后，也同时进入了 FIN_WAIT_1 状态；
• 然后也因为收到了对方的 FIN，也都进入了 CLOSING 状态；
• 当双方都收到对方的 ACK 后，最终都进入了 TIME_WAIT 状态。

这也意味着，两端都需要等待 2MSL 的时间，才能复用这个五元组 TCP 连接。这种情况是比较少见的，但是也有

connect reset by peer是怎么回事？如何避免？

• 网络：connect reset by peer是怎么回事
• connect reset by peer，意思是对端peer回复了TCP RST(reset)，终止了一次连接。即连接被关闭，连接已经建立起来了。我们要找的是在连接建立后发生的RST
• 发生这个问题的原因有很多，比如网络不稳定、或者防火墙来几个 RST，也都有可能导致类似的 connection reset by peer 的问题
• 如何尽量避免呢？
  • close()系统调用会走到tcp_close()，在这个函数里，会做判断，如果buffer里还有数据未读，它就直接调用tcp_send_active_reset()，发出RST，并把这个连接直接设置到CLOSED状态，也就是不进入TIME_WAIT
  • 对于这种情况，为了避免close()的时候发出RST，需要检查业务代码，确保在调用close()之前，把接收缓冲区中的数据读取掉

一方发送 FIN，表示这个连接开始关闭了，双方就都不会发送新的数据了？

不是的，一方发送FIN只是表示这一方不再发送新的数据，但是对方仍然可以发送数据。这个也叫做半关闭：

• 一端（A）发送 FIN，表示“我要关闭，不再发送新的数据了，但我可以接收新的数据”。
• B 可以继续发送新的数据给 A，A 也会回复 ACK 表示确认收到新数据。
• 在发送完这些新数据后，B 才启动了自己的关闭过程，也就是发送 FIN 给 A，表示“我的事情终于忙好了，我也要关闭，不会再发送新数据了”。

这时候才是真正的两端都关闭了连接。

FIN关闭和RST关闭的区别

• 用RST的方式断开连接，用意是表示异常，至少让对端知道：我这儿多少有点问题，或者我觉得你这次连接中的表现有点问题，所以我用RST来关闭连接
• 用FIN关闭意味着：我认为这次咱们通话顺利正常，我准备用安全标准的方式来关闭连接。

为什么 TCP 挥手需要四次呢？

TCP是双工的，所以发送方和接收方都需要FIN和ACK。只不过有一方是被动的，所以看上去就成了四次挥手

服务端收到客户端的FIN报文之后，内核会马上回一个ACK应答报文，但是服务端应用程序可能还有数据要发送，所以并不能马上发送FIN报文，于是将发送FIN报文的控制权交给服务端应用程序

• 如果服务端应用程序有数据要发送的话，就发完数据后，才调用关闭连接的函数；
• 如果服务端应用程序没有数据要发送的话，可以直接调用关闭连接的函数

从上面过程可知，**是否要发送第三次挥手的控制权不在内核，而是在被动关闭方（上图的服务端）的应用程序，因为应用程序可能还有数据要发送，由应用程序决定什么时候调用关闭连接的函数，当调用了关闭连接的函数，内核就会发送 FIN 报文了，**所以服务端的 ACK 和 FIN 一般都会分开发送。

FIN 报文一定得调用关闭连接的函数，才会发送吗？

不一定。

如果进程退出了，不管是不是正常退出，还是异常退出（如进程崩溃），内核都会发送 FIN 报文，与对方完成四次挥手

一个FIN就完成了TCP的挥手？

从上面可以看出，FIN和ACK都各有两次。

但是有时候，我们会抓到这样的包：

可以看到，TCP的挥手阶段只有一个FIN。

这种现象的可能原因是：TCP的一个报文可以搭另一个报文的顺风车（Piggybacking）以提高TCP传输的运载效率，所以TCP挥手不一定需要四个报文，Piggybacking 后，就可能是 3 个报文了。

从上面的最下面两行，我们可以这样理解：

• 客户端回复了FIN + ACK
• 服务端回复了ACK

那么第一个ACK在哪个呢？

Wireshark 的主界面还有个特点，就是当它的 Information 列展示的是应用层信息时，这个报文的 TCP 层面的控制信息就不显示了。我们选中上一个POST报文，然后到界面中间的TCP详情去看看：

可以看到，第一个FIN报文，并没有像常规的那样单独出现，而是合并
（Piggybacking）在 POST 报文里！所以，整个挥手过程，其实依然十分标准，完全遵循了协议规范。仅仅是因为 Wireshark 的显示问题

关于搭便车

挥手时候的四个报文是：

• 发起端：FIN
• 对端：ACK
• 对端：FIN
• 发起端：ACK

其中2和3经常在一起发送；1经常和发起端的其他报文一起发送

什么情况会出现三次挥手？

当被动方（一般是服务端）在挥手时，[没有数据要发送]并且[开启了TCP延迟确认机制]，那么第二次和第三次挥手就会合并，这样就出现了三次挥手

然后因为 TCP 延迟确认机制是默认开启的，所以导致我们抓包时，看见三次挥手的次数比四次挥手还多。

什么是 TCP 延迟确认机制？

当发送没有携带数据的ACK时，它的网络效率是很低的，因为它也有40个字节的IP头和TCP头，但是缺没有发送数据报文。为了解决ACK传输效率低的问题，出现了TCP延迟确认，策略如下：

• 当有响应数据要发送时，ACK会随着响应一起发送给对方
• 当没有响应数据要发送时，ACK会延迟一段时间，以等待响应一起搭车
• 如果在延迟等待ACK期间，对方的第二个数据报文又来了，这时会马上发送ACK

怎么关闭 TCP 延迟确认机制？

如果要关闭 TCP 延迟确认机制，可以在 Socket 设置里启用 TCP_QUICKACK。

// 1 表示开启 TCP_QUICKACK，即关闭 TCP 延迟确认机制
int value = 1;
setsockopt(socketfd, IPPROTO_TCP, TCP_QUICKACK, (char*)& value, sizeof(int));

粗暴关闭 vs 优雅关闭

TCP关闭的连接的函数有两种函数：

• close函数：同时socket关闭发送发现和读取发现，也就是socket不再有发送和接收数据的能力。如果多进程/多线程共享同一个socket，如果有一个进程调用了close关闭只是让socket引用计数-1，并不会导致socket不可用，同时也不会发出FIN报文，其他进程也是可以正常读写该socket，直到引用计数变为0，才会发出FIN报文
• shutdown函数，可以指定 socket 只关闭发送方向而不关闭读取方向，也就是 socket 不再有发送数据的能力，但是还是具有接收数据的能力。如果有多进程/多线程共享同一个 socket，shutdown 则不管引用计数，直接使得该 socket 不可用，然后发出 FIN 报文，如果有别的进程企图使用该 socket，将会受到影响。

如果客户端是用 close 函数来关闭连接，那么在 TCP 四次挥手过程中，如果收到了服务端发送的数据，由于客户端已经不再具有发送和接收数据的能力，所以客户端的内核会回 RST 报文给服务端，然后内核会释放连接，这时就不会经历完成的 TCP 四次挥手，所以我们常说，调用 close 是粗暴的关闭。

当服务端收到RST之后，内核就会释放连接，当服务端应用程序再次读/写，就能告知到连接已经被释放了：

• 如果是读操作，那么会返回RST的报错，也就是Connection reset by peer。
• 如果是写操作，那么程序会程序会产生 SIGPIPE 信号，应用层代码可以捕获并处理信号，如果不处理，则默认进程会终止，异常退出

相对的，shutdown 函数因为可以指定只关闭发送方向而不关闭读取方向，所以即使在 TCP 四次挥手过程中，如果收到了服务端发送的数据，客户端也是可以正常读取到该数据的，然后就会经历完整的 TCP 四次挥手，所以我们常说，调用 shutdown 是优雅的关闭。
但是注意，shutdown 函数也可以指定「只关闭读取方向，而不关闭发送方向」，但是这时候内核是不会发送 FIN 报文的，因为发送 FIN 报文是意味着我方将不再发送任何数据，而 shutdown 如果指定「不关闭发送方向」，就意味着 socket 还有发送数据的能力，所以内核就不会发送 FIN。

如果已经建立了连接，但是客户端突然出现了故障会怎么样？

问题

• 如果已经建立了连接，但是客户端突然出现了故障会怎么样？
• 如果已经建立了连接，但是一直没有数据交互会怎么样？

回答

TCP中有一个保活机制：在一个时间段内，如果没有任何连接相关的活动，TCP保活机制就会开始作用，每隔一个时间间隔，发送一个探测报文，该报文数据非常少，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Liunx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，如下为默认值：

net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75  
net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9

• 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。
• 也就是说在 Linux 系统中，最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒 = 7200 + (75 * 9)才可以发现一个「死亡」连接。

注意，应用程序如果想要使用TCP保活机制需要通过socket接口设置SO_KEEPALVE选项才能生效，如果没有设置，就无法使用TCP保活机制。

如果开启了TCP保活机制，需要考虑如下几种情况：

• 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了对端，对端会正常响应，这样TCP保活时间会被重置，等待下一个TCP保活时间到了
• 第二种，对端程序崩溃并且重启。当TCP保活探测报文发送给对端后，对端会响应，但是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，对端程序崩溃，或者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，对端无法响应，连续机制都没有响应，达到保活探测次数后，TCP 会报告该 TCP 连接已经死亡

TCP保活的这个机制探测时间有点长，我们可以在应用层自己实现一个心跳机制。

比如，web 服务软件一般都会提供 keepalive_timeout 参数，用来指定 HTTP 长连接的超时时间。如果设置了 HTTP 长连接的超时时间是 60 秒，web 服务软件就会启动一个定时器，如果客户端在完成一个 HTTP 请求后，在 60 秒内都没有再发起新的请求，定时器的时间一到，就会触发回调函数来释放该连接。

即，TCP保活机制（tcp keepalive）可以在双方没有数据交互的情况下，通过探测报文，来确定双方的TCP连接是否存活

注意，应用程序若想使用 TCP 保活机制需要通过 socket 接口设置 SO_KEEPALIVE 选项才能够生效，如果没有设置，那么就无法使用 TCP 保活机制。

如果已经建立了连接，主机崩溃和进程崩溃有什么区别？

问题

一个TCP连接，没有开启keepalive，一直没有数据交互，进程崩溃和主机崩溃的区别。

分析

（2）如果客户端的「主机崩溃」了，会发生什么？

• 客户端主机崩溃了，服务端是无法感知的
  • 如果服务端会发生数据，由于客户端已经不存在，收不到响应，服务端就会触发超时重传，当重传总间隔时长达到一定阈值（内核会根据 tcp_retries2 设置的值计算出一个阈值）后，会断开 TCP 连接；
  • 如果服务端不发送数据
    • 如果服务端没有开启TCP keepalive 机制，服务端的TCP连接将会一直存在，并且一直保持在 ESTABLISHED 状态。
    • 如果开启TCP keepalive ，那么当一段时间没有数据传输，那么会触发 TCP keepalive ，探测对方是否存在，如果对方已经死亡，则会断开和自身的连接

（3） 如果客户端的「进程崩溃」了，会发生什么？

• TCP 的连接信息是由内核维护的，所以当服务端的进程崩溃后，内核需要回收该进程的所有 TCP 连接资源，于是内核会发送第一次挥手 FIN 报文，后续的挥手过程也都是在内核完成，并不需要进程的参与，所以即使服务端的进程退出了，还是能与客户端完成 TCP四次挥手的过程。
• 所以，即使没有开启 TCP keepalive，且双方也没有数据交互的情况下，如果其中一方的进程发生了崩溃，这个过程操作系统是可以感知的到的，于是就会发送 FIN 报文给对方，然后与对方进行 TCP 四次挥手。

如果已经建立了连接，而且有数据传输

客户端主机宕机，又快速重启，会发生什么？

客户端宕机了，服务端的报文无法得到响应，服务端会超时重传

如果在重传报文的过程中，客户机主机重启完成，那么客户机的内核就会接收重传的报文，然后根据报文的信息传递给对应的进程。

• 如果客户机上没有进程绑定该TCP报文的目标端口号，那么客户机内核就会回复RST报文，重置该TCP连接
• 如果客户机上有进程绑定该TCP报文的目标端口号，由于客户机重启了，之前的TCP连接的数据结构已经丢失，客户机内核协议栈中找不到该TCP连接的socket结构体，于是就会回复RTSP报文，重置该TCP连接

所以，只要有一方重启完成后，收到之前 TCP 连接的报文，都会回复 RST 报文，以断开连接

客户端主机宕机，又一直没有重启，会发生什么？

此时，服务端超时重传达到一定次数后，内核就会判断该TCP有问题，然后通过socket接口告知应用程序该TCP连接出现问题了，于是TCP连接会断开

为什么握手是三次，挥手是四次

• 对于握手：
  • 握手目的有两个：
    • 建立连接
    • 需要确认双向通信时的初始化序号，保证通信不会乱序
  • 什么叫做建立连接呢？
    • 为什么要三次，而不是两次？按理来说，两个人打招呼，一来一回就可以了啊？为了可靠，为什么不是四次？
    • 我们还是假设这个通路是非常不可靠的，A要发起一个连接，当发起了第一个请求渺无音信的时候，会有很多可能去，比如第一个请求包丢了；再比如没有丢，但是饶了弯路，超时了；还有就是B没有响应，不想和我连接。
    • A不能确认结果，于是再发，再发，终于，有一个请求包到了B，但是请求包到了B的这个事情，目前A还是不知道的，A还有可能再发。
    • B收到了请求包，知道了A的存在，并且知道A要和它建立连接。如果B不乐意建立连接，则A会重试一阵后放弃，连接建立失败，没有问题；如果B是乐意建立连接的，则会发送应答包给A。
    • 当然对于B来讲，这个包也是一入网络深似海，不知道能不能到达A。这个时候B自然不能认为连接是建立好了，因为应答包仍然会丢，会绕弯路，或者A已经挂了都有可能。
    • 而且这个B还能碰到的一个诡异的现象是，A和B原来建立了连接，做了简单通信后，结束了连接。还记得吗？A建立连接的时候，请求包重复发了几次，有的请求包饶了一大圈又回来了，B认为这也是一个正常的请求的话，因此建立了连接，可以想象，这个连接不会进行下去，也没有个终结的时候。因而两次握手肯定不行。
    • B的应答可能会发送多次，但是只要一次到达A，A就认为连接已经建立了，因为对于A来讲，它的信息有去有回。A会给B发送应答值应答，而B也在等这个消息，才能确认连接的建立，只有等到了这个消息，对于B来讲，才算它的消息有去有回。
    • 当然A发送给B的应答之应答也会丢，也会绕路，甚至B挂了。按理来说，还应该有关应答之应答之应答，这样下去就没底了，所以四次握手也是可以的，四十次都可以，关键是四百次也不能保证就真的可靠了，只要双方的消息都有去回，就基本可以了。
    • 好在大部分情况下，A和B建立了连接之后，A会马上发送数据的，一旦A发送数据，则很多问题就得到了解决。比如A发给B的应答丢了，当A后续发送的数据到达的时候，B可以认为这个连接已经建立，或者B压根就挂了，A发送的数据，会报错，说B不可达，A就知道B出问题了。
    • 当然有可能A比较坏，就是不发送数据，建立连接后空着。我们在程序设计的时候，可以要求开启keepalive机制，即使没有真实的数据报，也有探活包。
    • 对于，对服务段B来说，对于A这种长时间不发包的客户端，可以主动关闭，从而空出资源来给其他客户端使用。
  • 为什么要知道初始化序号问题呢？
    • A要告诉B，我这面发起的包的序号起始是从哪个号开始的，B同样也要靠近A，B发起的包的序号起始是从哪个号开始的，为什么序列不能都从1开始呢？因为这样往往会出现冲突。
    • 比如，A连上B之后，发送了1、2、3三个包，但是发送3的时候，中间丢了，或者绕路了，于是重新发送，后来A掉线了，重新连上B之后，序号又从1开始，仍然会发送2，但是压根没想到发送3，但是上次绕路的那个3又回来了，发给了B，B自然认为，这是下一个包，于是发生了错误
    • 因此，每个连接都要有不同的序号。这个序号的起始时间是随着时间编号的，可以看出一个32位的计数器，每4ms加1，如果到重复，需要4个多小时，那个绕路的包早就死翘翘了，因为我们都知道IP包头里面有个TTL，也就是生存时间。

最后

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