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TCP篇 三次握手四次挥手 socket

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前言

本文来自小林coding, 在阅读过程中总结
原文位置

4.1 tcp三次握手与四次挥手面试题

4.1.1 TCP的基本认识

TCP头部

我们先来看看 TCP 头的格式，标注颜色的表示与本文关联比较大的字段，其他字段不做详细阐述。

序列号：在建立连接时由计算机生成的随机数作为其初始值，通过 SYN 包传给接收端主机，每发送一次数据，就「累加」一次该「数据字节数」的大小。用来解决网络包乱序问题。
不重，不丢，按序传输

确认应答号：指下一次「期望」收到的数据的序列号，发送端收到这个确认应答以后可以认为在这个序号以前的数据都已经被正常接收。用来解决丢包的问题。

控制位：

ACK：该位为 1 时，「确认应答」的字段变为有效，TCP 规定除了最初建立连接时的 SYN 包之外该位必须设置为 1 。
RST：该位为 1 时，表示 TCP 连接中出现异常必须强制断开连接。
SYN：该位为 1 时，表示希望建立连接，并在其「序列号」的字段进行序列号初始值的设定。
FIN：该位为 1 时，表示今后不会再有数据发送，希望断开连接。当通信结束希望断开连接时，通信双方的主机之间就可以相互交换 FIN 位为 1 的 TCP 段。

为什么需要tcp，tcp工作在哪一层

IP 层是「不可靠」的，它不保证网络包的交付、不保证网络包的按序交付、也不保证网络包中的数据的完整性。

如果需要保障网络数据包的可靠性，那么就需要由上层（传输层）的 TCP 协议来负责。

因为 TCP 是一个工作在传输层的可靠数据传输的服务，它能确保接收端接收的网络包是无损坏、无间隔、非冗余和按序的。

什么是tcp

TCP 是面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议。

面向连接：一定是「一对一」才能连接，不能像 UDP 协议可以一个主机同时向多个主机发送消息，也就是一对多是无法做到的；

可靠的：无论网络链路中出现了怎样的链路变化，TCP 都可以保证一个报文一定能够到达接收端；

字节流：用户消息通过 TCP 协议传输时，消息可能会被操作系统「分组」成多个的 TCP 报文，如果接收方的程序如果不知道「消息的边界」，是无法读出一个有效的用户消息的。并且 TCP 报文是「有序的」，当「前一个」TCP 报文没有收到的时候，即使它先收到了后面的 TCP 报文，那么也不能扔给应用层去处理，同时对「重复」的 TCP 报文会自动丢弃。

tcp使用分段和重组机制来确定数据块的边界。在发送方，TCP将数据分成若干个数据块，并为每个数据块添加一些额外的控制信息，然后将这些数据块发送到接收方。在接收方，TCP将收到的数据块重组成原来的数据流。

它将数据流看作是一个无界的字节序列，而不是若干个有界的数据块。因此是基于字节流的。

什么是tcp连接

简单来说就是，用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息，这些信息的组合，包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。

所以我们可以知道，建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务端端达成上述三个信息的共识。

Socket：由 IP 地址和端口号组成
序列号：用来解决乱序问题等
窗口大小：用来做流量控制

补档socket：
Socket是一种用于在两台计算机之间进行网络通信的技术。它提供了一组接口，可以让应用程序直接使用网络传输数据。

Socket有两个主要部分：套接字描述符和套接字地址。套接字描述符是一个整数，用于标识一个特定的套接字。套接字地址由两部分组成：一个IP地址，用于标识计算机的位置；一个端口号，用于标识计算机上的某个应用程序。

使用Socket进行网络通信时，通常会有两个角色：客户端和服务器端。客户端向服务器端发起连接请求，服务器端接收请求并建立连接。连接建立后，客户端和服务器端就可以通过Socket进行双向通信。

Socket可以使用不同的传输层协议进行通信，例如TCP和UDP。使用TCP的Socket可以保证数据的可靠传输，而使用UDP的Socket则更加灵活但不保证数据的可靠传输。

如何唯一确定一个tcp连接

TCP 四元组可以唯一的确定一个连接，四元组包括如下：
源地址
源端口
目的地址
目的端口

源地址和目的地址的字段（32位）是在 IP 头部中，作用是通过 IP 协议发送报文给对方主机。

源端口和目的端口的字段（16位）是在 TCP 头部中，作用是告诉 TCP 协议应该把报文发给哪个进程。

有一个 IP 的服务端监听了一个端口，它的 TCP 的最大连接数是多少？

服务端通常固定在某个本地端口上监听，等待客户端的连接请求。

因此，客户端 IP 和 端口是可变的，其理论值计算公式如下:

对 IPv4，客户端的 IP 数最多为 2 的 32 次方，客户端的端口数最多为 2 的 16 次方，也就是服务端单机最大 TCP 连接数，约为 2 的 48 次方。
当然，服务端最大并发 TCP 连接数远不能达到理论上限，会受以下因素影响：
文件描述符限制，每个 TCP 连接都是一个文件，如果文件描述符被占满了，会发生 too many open files。Linux 对可打开的文件描述符的数量分别作了三个方面的限制：
#####系统级：当前系统可打开的最大数量，通过 cat /proc/sys/fs/file-max 查看；
#####用户级：指定用户可打开的最大数量，通过 cat /etc/security/limits.conf 查看；
#####进程级：单个进程可打开的最大数量，通过 cat /proc/sys/fs/nr_open 查看；
内存限制，每个 TCP 连接都要占用一定内存，操作系统的内存是有限的，如果内存资源被占满后，会发生 OOM。

(tcp&udp比较) UDP 和 TCP 有什么区别呢？分别的应用场景是？

UDP 不提供复杂的控制机制，利用 IP 提供面向「无连接」的通信服务。
UDP 协议真的非常简，头部只有 8 个字节（ 64 位）[tcp一般20个字节]，UDP 的头部格式如下：

目标和源端口：主要是告诉 UDP 协议应该把报文发给哪个进程。
包长度：该字段保存了 UDP 首部的长度跟数据的长度之和。
校验和：校验和是为了提供可靠的 UDP 首部和数据而设计，防止收到在网络传输中受损的 UDP包。

TCP 和 UDP 区别：

1. 连接：TCP 是面向连接的传输层协议，传输数据前先要建立连接。UDP 是不需要连接，即刻传输数据。
2. 服务对象：TCP 是一对一的两点服务，即一条连接只有两个端点。UDP 支持一对一、一对多、多对多的交互通信
3. 可靠性：TCP 是可靠交付数据的，数据可以无差错、不丢失、不重复、按序到达。UDP 是尽最大努力交付，不保证可靠交付数据。但是我们可以基于 UDP 传输协议实现一个可靠的传输协议，比如 QUIC 协议UDP的可靠传输协议实现QUIC协议
4. 拥塞控制、流量控制：TCP 有拥塞控制和流量控制机制，保证数据传输的安全性。UDP 则没有，即使网络非常拥堵了，也不会影响 UDP 的发送速率。
5. 首部开销： TCP 首部长度较长，会有一定的开销，首部在没有使用「选项」字段时是 20 个字节，如果使用了「选项」字段则会变长的。UDP 首部只有 8 个字节，并且是固定不变的，开销较小。
6. 传输方式：TCP 是流式传输，没有边界，但保证顺序和可靠。UDP 是一个包一个包的发送，是有边界的，但可能会丢包和乱序。
7. 分片不同：
   TCP 的数据大小如果大于 MSS 大小，则会在传输层进行分片，目标主机收到后，也同样在传输层组装 TCP 数据包，如果中途丢失了一个分片，只需要传输丢失的这个分片。
   UDP 的数据大小如果大于 MTU 大小，则会在 IP 层进行分片，目标主机收到后，在 IP 层组装完数据，接着再传给传输层。

TCP 和 UDP 应用场景：

由于 TCP 是面向连接，能保证数据的可靠性交付，因此经常用于：
FTP 文件传输；
HTTP / HTTPS；

由于 UDP 面向无连接，它可以随时发送数据，再加上 UDP 本身的处理既简单又高效，因此经常用于：
包总量较少的通信，如 DNS（域名管理系统中的通信是基于UDP的） 、SNMP （一种网络管理协议）等；
视频、音频等多媒体通信；
广播通信；

为什么 UDP 头部没有「首部长度」字段，而 TCP 头部有「首部长度」字段呢？

原因是 TCP 有可变长的「选项」字段，而 UDP 头部长度则是不会变化的，无需多一个字段去记录 UDP 的首部长度。

TCP 是如何计算负载数据长度：

其中 IP 总长度 和 IP 首部长度，在 IP 首部格式是已知的。TCP 首部长度，则是在 TCP 首部格式已知的，所以就可以求得 TCP 数据的长度。

TCP 和 UDP 可以使用同一个端口吗？

答案：可以的。省流，二者端口相互独立

在数据链路层中，通过 MAC 地址来寻找局域网中的主机。在网际层中，通过 IP 地址来寻找网络中互连的主机或路由器。在传输层中，需要通过端口进行寻址，来识别同一计算机中同时通信的不同应用程序。

所以，传输层的「端口号」的作用，是为了区分同一个主机上不同应用程序的数据包。

传输层有两个传输协议分别是 TCP 和 UDP，在内核中是两个完全独立的软件模块。

当主机收到数据包后，可以在 IP 包头的「协议号」字段知道该数据包是 TCP/UDP，所以可以根据这个信息确定送给哪个模块（TCP/UDP）处理，送给 TCP/UDP 模块的报文根据「端口号」确定送给哪个应用程序处理。

因此， TCP/UDP 各自的端口号也相互独立，如 TCP 有一个 80 号端口，UDP 也可以有一个 80 号端口，二者并不冲突。

关于端口的知识点，在这里

4.1.2 TCP 连接建立

TCP三次握手

详细解读一下：

第一次握手：第一个报文 SYN报文
客户端发送连接请求报文段， 无应用层数据

客户端会随机初始化序号（client_isn），将此序号置于 TCP 首部的「序号」字段中，同时把 SYN 标志位置为 1 ，表示 SYN 报文。接着把第一个 SYN 报文发送给服务端，表示向服务端发起连接，该报文不包含应用层数据，之后客户端处于 SYN-SENT 状态。

第二次握手：第二个报文 SYN+ACK
服务端为TCP连接分配缓存和变量，并向客户端返回确认报文段，允许连接，无应用层数据

服务端收到客户端的 SYN 报文后，首先服务端也随机初始化自己的序号（server_isn），将此序号填入 TCP 首部的「序号」字段中，其次把 TCP 首部的「确认应答号」字段填入 client_isn + 1, 接着把 SYN 和 ACK 标志位置为 1。最后把该报文发给客户端，该报文也不包含应用层数据，之后服务端处于 SYN-RCVD 状态。

第三次握手：第三个报文 ACK报文
客户端为该连接分配缓存和变量，并向服务端返回确认的确认，可以携带数据

客户端收到服务端报文后，还要向服务端回应最后一个应答报文，首先该应答报文 TCP 首部 ACK 标志位置为 1 ，其次「确认应答号」字段填入 server_isn + 1 ，最后把报文发送给服务端，这次报文可以携带客户到服务端的数据，之后客户端处于 ESTABLISHED 状态。服务端收到客户端的应答报文后，也进入 ESTABLISHED 状态。

一旦完成三次握手，双方都处于 ESTABLISHED 状态，此时连接就已建立完成，客户端和服务端就可以相互发送数据了。

从上面的过程可以发现第三次握手是可以携带数据的，前两次握手是不可以携带数据的

图解：

TCP 的连接状态查看，在 Linux 可以通过 netstat -napt 命令查看。

为什么tcp是三次握手

要往tcp连接上靠， tcp连接是用于保证可靠性和流量控制所以要维护某些状态信息，这些信息的组合包括socket, 序列号和窗口大小称为连接

所以为什么三次握手才可以初始化socket,序列号和窗口大小并建立tcp连接

1.避免历史连接

防止旧的重复连接初始化造成混乱
如果一个「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端，客户端收到后，发现自己期望收到的确认号应该是新的100+1，而不是 90 + 1，于是就会回 RST 报文。服务端收到 RST 报文后，就会释放连接，后续最新的 SYN 抵达了服务端后，客户端与服务端就可以正常的完成三次握手了。

在两次握手的情况下，服务端没有中间状态给客户端来阻止历史连接，导致服务端可能建立一个历史连接，造成资源浪费。

2.帮助双方同步初始序列号

序列号是保证信息，不重不漏按序达到

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。

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。

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」。

3.避免资源的浪费

有可能出现这种情景
没有第三次握手，服务端不清楚客户端是否收到了自己回复的 ACK 报文，所以服务端每收到一个 SYN 就只能先主动建立一个连接
如果客户端发送的 SYN 报文在网络中阻塞了，重复发送多次 SYN 报文，那么服务端在收到请求后就会建立多个冗余的无效链接，造成不必要的资源浪费。

为什么每次建立 TCP 连接时，初始化的序列号都要求不一样呢？

1.为了防止历史报文被下一个相同四元组的连接接收（主要方面）；

如果每次建立连接，客户端和服务端的初始化序列号都是一样的话，很容易出现历史报文被下一个相同四元组的连接接收的问题。
如果每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都「不一样」，就有大概率因为历史报文的序列号「不在」对方接收窗口，从而很大程度上避免了历史报文

2.为了安全性，防止黑客伪造的相同序列号的 TCP 报文被对方接收；

初始序列号如何随机产生

随机数是会基于时钟计时器递增的，基本不可能会随机成一样的初始化序列号。

既然 IP 层会分片，为什么 TCP 层还需要 MSS 呢？

MTU：一个网络包的最大长度，以太网中一般为 1500 字节；
MSS：除去 IP 和 TCP 头部之后，一个网络包所能容纳的 TCP 数据的最大长度；

**包丢失之后的重传效率问题。**如果不在tcp层面进行分片的话，那么当如果一个 IP 分片丢失，整个 IP 报文的所有分片都得重传。
某一个 IP 分片丢失后，接收方的 IP 层就无法组装成一个完整的 TCP 报文（头部 + 数据），也就无法将数据报文送到 TCP 层，所以接收方不会响应 ACK 给发送方，因为发送方迟迟收不到 ACK 确认报文，所以会触发超时重传，就会重发「整个 TCP 报文（头部 + 数据）」

为了达到最佳的传输效能 TCP 协议在建立连接的时候通常要协商双方的 MSS 值，当 TCP 层发现数据超过 MSS 时，则就先会进行分片，当然由它形成的 IP 包的长度也就不会大于 MTU ，自然也就不用 IP 分片了。

经过 TCP 层分片后，如果一个 TCP 分片丢失后，进行重发时也是以 MSS 为单位，而不用重传所有的分片，大大增加了重传的效率。

第一次握手丢失会发生什么

如果客户端迟迟收不到服务端的 SYN-ACK 报文（第二次握手），就会触发「超时重传」机制，重传 SYN 报文，而且重传的 SYN 报文的序列号都是一样的。

Linux 里，客户端的 SYN 报文最大重传次数由 tcp_syn_retries内核参数控制，这个参数是可以自定义的，默认值一般是 5。

通常，第一次超时重传是在 1 秒后，第二次超时重传是在 2 秒，第三次超时重传是在 4 秒后，第四次超时重传是在 8 秒后，第五次是在超时重传 16 秒后。没错，每次超时的时间是上一次的 2 倍。

当第五次超时重传后，会继续等待 32 秒，如果服务端仍然没有回应 ACK，客户端就不再发送 SYN 包，然后断开 TCP 连接。

所以，总耗时是 1+2+4+8+16+32=63 秒，大约 1 分钟左右。

第二次握手丢失会发生什么

什么是第二次握手，当服务端收到客户端第一次握手，就会回 SYN-ACK 报文给客户端，这个就是第二次握手；发送完这个syn-ack报文之后，服务端进入syn_rcvd状态。

第二次握手的 SYN-ACK 报文其实有两个目的 ：
1.第二次握手里的 ACK， 是对第一次握手的确认报文；
2.第二次握手里的 SYN，是服务端发起建立 TCP 连接的报文

如果第二次握手丢了，会发生什么，这个问题要以ack 和 syn为角度分别来答

第二次握手报文里是包含对客户端的第一次握手的 ACK 确认报文的，所以，如果客户端迟迟没有收到第二次握手，那么客户端就觉得可能自己的 SYN 报文（第一次握手）丢失了，于是客户端就会触发超时重传机制，重传 SYN 报文。

因为第二次握手中又包含服务端的 SYN 报文，当客户端收到后，需要给服务端发送 ACK 确认报文（第三次握手）；如果第二次握手丢失了，服务端就收不到客户端发送的第三次握手的ack报文，于是服务端这边会触发超时重传机制，重传 SYN-ACK 报文。

总结：当第二次握手丢失了，客户端和服务端都会重传

客户端会重传 SYN 报文，也就是第一次握手，最大重传次数由 tcp_syn_retries内核参数决定；
服务端会重传 SYN-ACK 报文，也就是第二次握手，最大重传次数由 tcp_synack_retries 内核参数决定。

举个例子，假设 tcp_syn_retries 参数值为 1，tcp_synack_retries 参数值为 2，那么当第二次握手一直丢失时，发生的过程如下图：

第三次握手丢失会发生什么

首先，第三次握手是对服务端第二次握手的确认应答，客户端给服务端发送一个ack报文，此时客户端状态进入到 ESTABLISH 状态。

如果，第三次握手丢失了，如果服务端那一方迟迟收不到这个确认报文，就会触发超时重传机制，重传 SYN-ACK 报文，直到收到第三次握手，或者达到最大重传次数。

举个例子，假设 tcp_synack_retries 参数值为 2，那么当第三次握手一直丢失时，发生的过程如下图：

什么是SYN攻击，如何避免SYN攻击

SYN攻击，攻击者短时间伪造不同ip的SYN报文，占满服务端的半连接队列，使得服务端不能正常为用户服务

我们都知道 TCP 连接建立是需要三次握手，假设攻击者短时间伪造不同 IP 地址的 SYN 报文，服务端每接收到一个 SYN 报文，就进入SYN_RCVD 状态，但服务端发送出去的 ACK + SYN 报文，无法得到未知 IP 主机的 ACK 应答，久而久之就会占满服务端的半连接队列，使得服务端不能为正常用户服务。

TCP 半连接和全连接队列是什么 和 它们的工作流程

什么是 TCP 半连接和全连接队列

在 TCP 三次握手的时候，Linux 内核会维护两个队列，分别是：

半连接队列，也称 SYN 队列；
全连接队列，也称 accept 队列；

Linux 内核的 SYN 队列（半连接队列）与 Accpet 队列（全连接队列）是如何工作的？

正常流程：

1.当服务端接收到客户端的 SYN 报文时，会创建一个半连接的对象，然后将其加入到内核的「 SYN 队列」；
2.接着发送 SYN + ACK 给客户端，等待客户端回应 ACK 报文；
3.服务端接收到 ACK 报文后，从「 SYN 队列」取出一个半连接对象，然后创建一个新的连接对象放入到「 Accept 队列」；
4.应用通过调用 accpet() socket 接口，从「 Accept 队列」取出连接对象。
不管是半连接队列还是全连接队列，都有最大长度限制，超过限制时，默认情况都会丢弃报文。

避免SYN攻击的方法

SYN 攻击方式最直接的表现就会把 TCP 半连接队列打满，这样当 TCP 半连接队列满了，后续再在收到 SYN 报文就会丢弃，导致客户端无法和服务端建立连接。

方法一：调大 netdev_max_backlog

当网卡接收数据包的速度大于内核处理的速度时，会有一个队列保存这些数据包。控制该队列的最大值如下参数，默认值是 1000，我们要适当调大该参数的值，比如设置为 10000

方式二：增大 TCP 半连接队列

增大 TCP 半连接队列，要同时增大下面这三个参数：

增大 net.ipv4.tcp_max_syn_backlog
增大 listen() 函数中的 backlog
增大 net.core.somaxconn

方式三：开启 net.ipv4.tcp_syncookies

具体过程：

1.当 「 SYN 队列」满之后，后续服务端收到 SYN 包，不会丢弃，而是根据算法，计算出一个 cookie 值；
2.将 cookie 值放到第二次握手报文的「序列号」里，然后服务端回第二次握手给客户端；
3.服务端接收到客户端的应答报文时，服务端会检查这个 ACK 包的合法性。如果合法，将该连接对象放入到「 Accept 队列」。
4.最后应用程序通过调用 accpet() 接口，从「 Accept 队列」取出的连接。

net.ipv4.tcp_syncookies 参数主要有以下三个值：

0 值，表示关闭该功能；
1 值，表示仅当 SYN 半连接队列放不下时，再启用它；
2 值，表示无条件开启功能；
那么在应对 SYN 攻击时，只需要设置为 1 即可。

$ echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_syncookies

方式四：减少 SYN+ACK 重传次数

当服务端受到 SYN 攻击时，就会有大量处于 SYN_REVC 状态的 TCP 连接，处于这个状态的 TCP 会重传 SYN+ACK ，当重传超过次数达到上限后，就会断开连接。

那么针对 SYN 攻击的场景，我们可以减少 SYN-ACK 的重传次数，以加快处于 SYN_REVC 状态的 TCP 连接断开。

SYN-ACK 报文的最大重传次数由 tcp_synack_retries内核参数决定（默认值是 5 次），比如将 tcp_synack_retries 减少到 2 次：

$ echo 2 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_synack_retries

4.1.3 TCP连接断开

TCP的四次挥手是怎么样的

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。

1.客户端打算关闭连接，此时会发送一个 TCP 首部 FIN 标志位被置为 1 的报文，也即 FIN 报文，之后客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。

2.服务端收到该报文后调用close()函数，就向客户端发送 ACK 应答报文，接着服务端进入 CLOSE_WAIT 状态。

3.客户端收到服务端的 ACK 应答报文后，之后进入 FIN_WAIT_2 状态。

4.等待服务端处理完数据后，也向客户端发送 FIN 报文，之后服务端进入 LAST_ACK 状态。

5.客户端收到服务端的 FIN 报文后，回一个 ACK 应答报文，之后进入 TIME_WAIT 状态

6.服务端收到了 ACK 应答报文后，就进入了 CLOSE 状态，至此服务端已经完成连接的关闭。

7.客户端在经过 2MSL 一段时间后，自动进入 CLOSE 状态，至此客户端也完成连接的关闭。

这里一点需要注意是：主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态。
被动关闭连接的是 CLOSE_WAIT状态

为什么需要挥手四次

服务端通常需要等待完成数据的发送和处理，所以服务端的 ACK 和 FIN 一般都会分开发送，因此是需要四次挥手。

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。

服务端收到客户端的 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。

第一次挥手丢失了会发生什么

省流：触发客户端的超时重传

当客户端（主动关闭方）调用 close 函数后，就会向服务端发送 FIN 报文，试图与服务端断开连接，此时客户端的连接进入到 FIN_WAIT_1 状态。
正常情况下，如果能及时收到服务端（被动关闭方）的 ACK，则会很快变为 FIN_WAIT2状态。

如果第一次挥手丢失了，那么客户端迟迟收不到被动方的 ACK 的话，也就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。

当客户端重传 FIN 报文的次数超过 tcp_orphan_retries 后，就不再发送 FIN 报文，则会在等待一段时间（时间为上一次超时时间的 2 倍），如果还是没能收到第二次挥手，那么直接进入到 close 状态。

第二次挥手丢失了会发生什么

省流：还是客户端触发超时重传

当服务端收到客户端的第一次挥手后，就会先回一个 ACK 确认报文，此时服务端的连接进入到 CLOSE_WAIT 状态。

在前面我们也提了，ACK 报文是不会重传的，所以如果服务端的第二次挥手丢失了，客户端就会触发超时重传机制，重传 FIN 报文，直到收到服务端的第二次挥手，或者达到最大的重传次数。

举个例子，假设 tcp_orphan_retries 参数值为 2，当第二次挥手一直丢失时，发生的过程如下图：

第三次挥手丢失了会发生什么

省流：服务端处于LAST_ACK状态，服务端触发超时重传机制

当服务端 收到 客户端 的 FIN 报文后，内核会自动回复 ACK，同时连接处于 CLOSE_WAIT 状态，顾名思义，它表示等待应用进程调用 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 函数来触发服务端发送 FIN 报文。

如果迟迟收不到这个 ACK，服务端就会重发 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。

第四次挥手丢失了会发生什么

省流：服务端仍然处于LAST_ACK状态，触发服务端的超时重发

客户端收到服务端的第三次挥手的 FIN 报文后，就会回 ACK 报文，也就是第四次挥手，此时客户端连接进入 TIME_WAIT 状态。

在 Linux 系统，TIME_WAIT 状态会持续 2MSL 后才会进入关闭状态。

然后，服务端（被动关闭方）没有收到 ACK 报文前，还是处于 LAST_ACK 状态。如果第四次挥手的 ACK 报文没有到达服务端，服务端就会重发 FIN 报文，重发次数仍然由前面介绍过的 tcp_orphan_retries 参数控制。

为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？

首先, MSL是报文最大生存时间，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。
2MSL 的时间是从客户端接收到 FIN 之后，发送 最后一个ACK报文之后 开始计时的。

TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，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。

为什么不是 4 或者 8 MSL 的时长呢？你可以想象一个丢包率达到百分之一的糟糕网络，连续两次丢包的概率只有万分之一，这个概率实在是太小了，忽略它比解决它更具性价比。

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。

#define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) /* how long to wait to destroy TIME-WAIT 
                                    state, about 60 seconds  */

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：

防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收；
保证「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭；

1.防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收

如果说服务端在关闭连接之前发送的 SEQ = 301 报文，被网络延迟了。接着，服务端以相同的四元组重新打开了新连接，前面被延迟的 SEQ = 301 这时抵达了客户端，而且该数据报文的序列号刚好在客户端接收窗口内，因此客户端会正常接收这个数据报文，但是这个数据报文是上一个连接残留下来的，这样就产生数据错乱等严重的问题。

为了防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收，因此 TCP 设计了 TIME_WAIT 状态，状态会持续 2MSL 时长，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。

2.保证「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭

TIME-WAIT 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。
假设客户端没有 TIME_WAIT 状态，而是在发完最后一次回 ACK 报文就直接进入 CLOSE 状态，如果该 ACK 报文丢失了，服务端则重传的 FIN 报文，而这时客户端已经进入到关闭状态了，在收到服务端重传的 FIN 报文后，就会回 RST 报文。

为了防止这种情况出现，客户端必须等待足够长的时间，确保服务端能够收到 ACK，如果服务端没有收到 ACK，那么就会触发 TCP 重传机制，服务端会重新发送一个 FIN，这样一去一来刚好两个 MSL 的时间。

服务端收到这个 RST 并将其解释为一个错误（Connection reset by peer），这对于一个可靠的协议来说不是一个优雅的终止方式。

客户端在收到服务端重传的 FIN 报文时，TIME_WAIT 状态的等待时间，会重置回 2MSL。

TIME_WAIT 过多有什么危害？

如果**客户端（主动发起关闭连接方）**的 TIME_WAIT 状态过多，占满了所有端口资源，那么就无法对「目的 IP+ 目的 PORT」都一样的服务端发起连接了，但是被使用的端口，还是可以继续对另外一个服务端发起连接的。

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，因此理论上服务端可以建立很多连接，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。

如何优化 TIME_WAIT？

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。

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。

方式二：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，这个方法比较暴力。

方式三：程序中使用 SO_LINGER

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

总结：

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。

服务器出现大量 TIME_WAIT 状态的原因有哪些？

首先要知道 TIME_WAIT 状态是主动关闭连接方才会出现的状态，所以如果服务器出现大量的 TIME_WAIT 状态的 TCP 连接，就是说明服务器主动断开了很多 TCP 连接。

问题来了，什么场景下服务端会主动断开连接呢？

第一个场景：HTTP 没有使用长连接
第二个场景：HTTP 长连接超时
第三个场景：HTTP 长连接的请求数量达到上限
接下来，分别介绍下。

第一个场景：HTTP 没有使用长连接

当服务端出现大量的 TIME_WAIT 状态连接的时候，可以排查下是否客户端和服务端都开启了 HTTP Keep-Alive，因为任意一方没有开启 HTTP Keep-Alive，都会导致服务端在处理完一个 HTTP 请求后，就主动关闭连接，此时服务端上就会出现大量的 TIME_WAIT 状态的连接。

针对这个场景下，解决的方式也很简单，让客户端和服务端都开启 HTTP Keep-Alive 机制。

第二个场景：HTTP 长连接超时

HTTP 长连接的特点是，只要任意一端没有明确提出断开连接，则保持 TCP 连接状态。

HTTP 长连接可以在同一个 TCP 连接上接收和发送多个 HTTP 请求/应答，避免了连接建立和释放的开销。

如果使用了 HTTP 长连接，如果客户端完成一个 HTTP 请求后，就不再发起新的请求，此时这个 TCP 连接一直占用着不是挺浪费资源的吗？

对没错，所以为了避免资源浪费的情况，web 服务软件一般都会提供一个参数，用来指定 HTTP 长连接的超时时间，比如 nginx 提供的 keepalive_timeout 参数。

假设设置了 HTTP 长连接的超时时间是 60 秒，nginx 就会启动一个「定时器」，如果客户端在完后一个 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，nginx 就会触发回调函数来关闭该连接，那么此时服务端上就会出现 TIME_WAIT 状态的连接。

当服务端出现大量 TIME_WAIT 状态的连接时，如果现象是有大量的客户端建立完 TCP 连接后，很长一段时间没有发送数据，那么大概率就是因为 HTTP 长连接超时，导致服务端主动关闭连接，产生大量处于 TIME_WAIT 状态的连接。

可以往网络问题的方向排查，比如是否是因为网络问题，导致客户端发送的数据一直没有被服务端接收到，以至于 HTTP 长连接超时。

第三个场景：HTTP 长连接的请求数量达到上限

Web 服务端通常会有个参数，来定义一条 HTTP 长连接上最大能处理的请求数量，当超过最大限制时，就会主动关闭连接。

比如 nginx 的 keepalive_requests 这个参数，这个参数是指一个 HTTP 长连接建立之后，nginx 就会为这个连接设置一个计数器，记录这个 HTTP 长连接上已经接收并处理的客户端请求的数量。如果达到这个参数设置的最大值时，则 nginx 会主动关闭这个长连接，那么此时服务端上就会出现 TIME_WAIT 状态的连接。

keepalive_requests 参数的默认值是 100 ，意味着每个 HTTP 长连接最多只能跑 100 次请求，这个参数往往被大多数人忽略，因为当 QPS (每秒请求数) 不是很高时，默认值 100 凑合够用。

但是，对于一些 QPS 比较高的场景，比如超过 10000 QPS，甚至达到 30000 , 50000 甚至更高，如果 keepalive_requests 参数值是 100，这时候就 nginx 就会很频繁地关闭连接，那么此时服务端上就会出大量的 TIME_WAIT 状态。

针对这个场景下，解决的方式也很简单，调大 nginx 的 keepalive_requests 参数就行。

服务器出现大量 CLOSE_WAIT 状态的原因有哪些？

CLOSE_WAIT 状态是「被动关闭方」才会有的状态，而且如果「被动关闭方」没有调用 close 函数关闭连接，那么就无法发出 FIN 报文，从而无法使得 CLOSE_WAIT 状态的连接转变为 LAST_ACK 状态。

所以，当服务端出现大量 CLOSE_WAIT 状态的连接的时候，说明服务端的程序没有调用 close 函数关闭连接。

当服务端出现大量 CLOSE_WAIT 状态的连接的时候，通常都是代码的问题，这时候我们需要针对具体的代码一步一步的进行排查和定位，主要分析的方向就是服务端为什么没有调用 close。

比如

有新连接到来时没有调用 accpet 获取该连接的 socket，导致当有大量的客户端主动断开了连接，而服务端没机会对这些 socket 调用 close 函数，从而导致服务端出现大量 CLOSE_WAIT 状态的连接。

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。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

也就是说在 Linux 系统中，最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接。

TCP 保活的这个机制检测的时间是有点长，我们可以自己在应用层实现一个心跳机制。

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。

如果已经建立了连接，但是服务端的进程崩溃会发生什么？

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。

我自己做了个实验，使用 kill -9 来模拟进程崩溃的情况，发现在 kill 掉进程后，服务端会发送 FIN 报文，与客户端进行四次挥手。

4.1.4 Socket编程

Socket是网络编程中用来描述网络通信端点的抽象。它是一种句柄，用来标识一个网络连接。

Socket有两种类型：流式套接字和数据报套接字。流式套接字用于TCP协议，数据报套接字用于UDP协议。

使用Socket进行网络通信的流程通常包括：

创建套接字（socket）
绑定套接字到特定地址和端口（bind）
开始监听（listen）或连接（connect）
接受连接（accept）或接收数据（recv）
发送数据（send）
关闭套接字（close）
这些步骤在实现上有所不同，但是这是一般的流程。

针对TCP应该如何Socket编程

服务端和客户端初始化 socket，得到文件描述符；
服务端调用 bind，将 socket 绑定在指定的 IP 地址和端口;
服务端调用 listen，进行监听；
服务端调用 accept，等待客户端连接；
客户端调用 connect，向服务端端的地址和端口发起连接请求；
服务端 accept 返回用于传输的 socket 的文件描述符；
客户端调用 write 写入数据；服务端调用 read 读取数据；
客户端断开连接时，会调用 close，那么服务端 read 读取数据的时候，就会读取到了 EOF，待处理完数据后，服务端调用 close，表示连接关闭。

这里需要注意的是，服务端调用 accept 时，连接成功了会返回一个已完成连接的 socket，后续用来传输数据。

所以，监听的 socket 和真正用来传送数据的 socket，是「两个」 socket，一个叫作监听 socket，一个叫作已完成连接 socket。

成功连接建立之后，双方开始通过 read 和 write 函数来读写数据，就像往一个文件流里面写东西一样。

listen 时候参数 backlog 的意义？

在 Linux 内核 2.2 之后，backlog 变成 accept 队列，也就是已完成连接建立的队列长度，所以现在通常认为 backlog 是 accept 队列。

但是上限值是内核参数 somaxconn 的大小，也就说 accpet 队列长度 = min(backlog, somaxconn)。

Linux内核中会维护两个队列：

半连接队列（SYN 队列）：接收到一个 SYN 建立连接请求，处于 SYN_RCVD 状态；
全连接队列（Accpet 队列）：已完成 TCP 三次握手过程，处于 ESTABLISHED 状态；

int listen (int socketfd, int backlog)

参数一 socketfd 为 socketfd 文件描述符
参数二 backlog，这参数在历史版本有一定的变化

accept 发生在三次握手的哪一步？

connect()返回是客户端处于established状态，accept()成功返回是服务器端处于established状态。
客户端 connect 成功返回是在第二次握手，服务端 accept 成功返回是在三次握手成功之后。

第一次握手：客户端的协议栈向服务端端发送了 SYN 包，并告诉服务端端当前发送序列号 client_isn，客户端进入 SYN_SENT 状态；
第二次握手：服务端端的协议栈收到这个包之后，和客户端进行 ACK 应答，应答的值为 client_isn+1，表示对 SYN 包 client_isn 的确认，同时服务端也发送一个 SYN 包，告诉客户端当前我的发送序列号为 server_isn，服务端端进入 SYN_RCVD 状态；
客户端协议栈收到 ACK 之后，使得应用程序从 connect 调用返回，表示客户端到服务端端的单向连接建立成功，客户端的状态为 ESTABLISHED，

第三次握手：同时客户端协议栈也会对服务端端的 SYN 包进行应答，应答数据为 server_isn+1；
ACK 应答包到达服务端端后，服务端端的 TCP 连接进入 ESTABLISHED 状态，同时服务端端协议栈使得 accept 阻塞调用返回，这个时候服务端端到客户端的单向连接也建立成功。至此，客户端与服务端两个方向的连接都建立成功。

客户端调用 close 了，连接是断开的流程是什么？

调用close()就是发送FIN报文

客户端调用 close，表明客户端没有数据需要发送了，则此时会向服务端发送 FIN 报文，进入 FIN_WAIT_1 状态；
服务端接收到了 FIN 报文，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，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，这就意味着服务端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。此时，服务端进入 CLOSE_WAIT 状态；
接着，当处理完数据后，自然就会读到 EOF，于是也调用 close 关闭它的套接字，这会使得服务端发出一个 FIN 包，之后处于 LAST_ACK 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；

没有 accept，能建立 TCP 连接吗？

可以的。

accpet 系统调用并不参与 TCP 三次握手过程，它只是负责从 TCP 全连接队列取出一个已经建立连接的 socket，用户层通过 accpet 系统调用拿到了已经建立连接的 socket，就可以对该 socket 进行读写操作了。

没有 listen，能建立 TCP 连接吗？

可以的。

TCP自连接

客户端是可以自己连自己的形成连接（TCP自连接），也可以两个客户端同时向对方发出请求建立连接（TCP同时打开），这两个情况都有个共同点，就是没有服务端参与，也就是没有 listen，就能 TCP 建立连接。