TCP的三次握手与四次挥手理解

原文：https://blog.youkuaiyun.com/qq_38950316/article/details/81087809 

第一次

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_SENT状态，等待服务器确认；SYN：同步序列编号（Synchronize Sequence Numbers）。

第二次

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

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（TCP连接成功）状态，完成三次握手。

四次挥手

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） TCP客户端发送一个FIN，用来关闭客户到服务器的数据传送。

（2） 服务器收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1。和SYN一样，一个FIN将占用一个序号。

（3） 服务器关闭客户端的连接，发送一个FIN给客户端。

（4） 客户端发回ACK报文确认，并将确认序号设置为收到序号加1。

 

常见面试题

  以什么函数返回表示握手已经成功？

accept();         以  connect启动握手。

【问题1】为什么连接的时候是三次握手，关闭的时候却是四次握手？

答：因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，"你发的FIN报文我收到了"。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。(可能还有些报文要发送)

【问题2】为什么TIME_WAIT状态需要经过2MSL(最大报文段生存时间)才能返回到CLOSE状态？

答：虽然按道理，四个报文都发送完毕，我们可以直接进入CLOSE状态了，但是我们必须假象网络是不可靠的，有可以最后一个ACK丢失。所以TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。在Client发送出最后的ACK回复，但该ACK可能丢失。Server如果没有收到ACK，将不断重复发送FIN片段。所以Client不能立即关闭，它必须确认Server接收到了该ACK。Client会在发送出ACK之后进入到TIME_WAIT状态。Client会设置一个计时器，等待2MSL的时间。如果在该时间内再次收到FIN，那么Client会重发ACK并再次等待2MSL。所谓的2MSL是两倍的MSL(Maximum Segment Lifetime)。MSL指一个片段在网络中最大的存活时间，2MSL就是一个发送和一个回复所需的最大时间。如果直到2MSL，Client都没有再次收到FIN，那么Client推断ACK已经被成功接收，则结束TCP连接。

【问题3】为什么不能用两次握手进行连接？

答：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。

主要是为了防止两次握手情况下已失效的连接请求报文段突然又传送到服务端,而产生的错误。举例如下:

客户A向服务器B发出TCP连接请求,第一个连接请求报文在网络的某个节点长时间滞留,A超时后认为报文丢失,于是再重传一次连接请求,B收到后建立连接。数据传输完毕后双方断开连接。而此时,前一个滞留在网络中的连接请求到达了服务端B,而B认为A又发来连接请求,若采用的是“两次握手”,则这种情况下B认为传输连接已经建立,并一直等待A传输数据,而A此时并无连接请求,因此不予理睬,这样就造成了B的资源白白浪费了;但此时若是使用“三次握手”,则B向A返回确认报文段,由于是一个失效的请求,因此A不予理睬,建立连接失败。书本上的：第三次握手的作用:防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了服务器。

【问题4】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还设有一个保活计时器，显然，客户端如果出现故障，服务器不能一直等下去，白白浪费资源。服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位这个计时器，时间通常是设置为2小时，若两小时还没有收到客户端的任何数据，服务器就会发送一个探测报文段，以后每隔75分钟发送一次。若一连发送10个探测报文仍然没反应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭连接。

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我们再来考虑，如果不是三次握手会出现什么情况呢：

假设有A和B两端要进行通信， 
1, 第一次：首先A发送一个(SYN)到B，意思是A要和B建立连接进行通信；

如果是只有一次握手的话，这样肯定是不行的，A压根都不知道B是不是收到了这个请求。 
2, 第二次：B收到A要建立连接的请求之后，发送一个确认(SYN+ACK)给A，意思是收到A的消息了，B这里也是通的，表示可以建立连接；

如果只有两次通信的话，这时候B不确定A是否收到了确认消息，有可能这个确认消息由于某些原因丢了。 
3, 第三次：A如果收到了B的确认消息之后，再发出一个确认(ACK)消息，意思是告诉B，这边是通的，然后A和B就可以建立连接相互通信了；

这个时候经过了三次握手，A和B双方确认了两边都是通的，可以相互通信了，已经可以建立一个可靠的连接，并且可以相互发送数据。 
4, 第四次：这个时候已经不需要B再发送一个确认消息了，两边已经通过前三次建立了一个可靠的连接，如果再发送第四次确认消息的话，就浪费资源了。

如果第二个报文段B发出的(SYN+ACK)分别发送的话，也是可以理解为四次，但是被优化了，一起发送了。 
超时重传机制，

(1) 如果第一个包，A发送给B请求建立连接的报文(SYN)如果丢掉了，A会周期性的超时重传，直到B发出确认(SYN+ACK)； 
(2) 如果第二个包，B发送给A的确认报文(SYN+ACK)如果丢掉了，B会周期性的超时重传，直到A发出确认(ACK)； 
(3) 如果第三个包，A发送给B的确认报文(ACK)如果丢掉了，

A在发送完确认报文之后，单方面会进入ESTABLISHED的状态，B还是SYN_RCVD状态 
如果此时双方都没有数据需要发送，B会周期性的超时发送(SYN+ACK)，直到收到A的确认报文(ACK)，此时B也进入ESTABLISHED状态，双方可以发送数据； 
如果A有数据发送，A发送的是(ACK+DATA)，B会在收到这个数据包的时候自动切换到ESTABLISHED状态，并接受数据(DATA)； 
如果这个时候B要发送数据，B是发送不了数据的，会周期性的超时重传(SYN+ACK)直到收到A的确认(ACK)B才能发送数据。 
三次握手牵扯到的状态转换

LISTEN 表示socket已经处于listen状态了，可以建立连接； 
SYN_SENT 表示socket在发出connect连接的时候，会首先发送SYN报文，然后等待另一端发送的确认报文(ACK)，表示这端已经发送完SYN报文了； 
SYN_RCVD 表示一端已经接收到SYN报文了； 
ESTABLISHED 表示已经建立连接了，可以发送数据了。

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看了很多答案，只有一个答案提到“两军问题”，其他的答案，长篇累牍或者抖机灵感觉都没回答到点子上。其实两次四次四十次，在工程上都是可以接受的。如果让我设计一个非常重要，对可靠性要求很高的通讯协议，我也完全可能采用更多次握手的设计。亦或者涉及对实时性要求很高的通讯，也完全可以设计成不握手（udp）的协议。TCP之所以使用三次握手，完全是一种为了解决“两军问题”所采用的折衷的设计。所谓“两军问题”，就是红军想告诉蓝军明天下午一起对敌开火，那么红军会派信使1号跑过去告诉蓝军，蓝军收到消息再派信使2号告诉红军收到，注意，这时蓝军并不知道红军是否收到蓝军的回复。因此需要红军收到回复再派信使3号告诉蓝军收到回复，而此时红军也不知道蓝军是否收到回复，因此蓝军收到信使3号的消息再派信使4号…可以看到，由于信息有可能丢失，为了保证信息传达的确定性，我们需要进行很多次传递。互相通信的次数越多，那么这个信息传递到的概率就越大。tcp采用三次握手，就是为了尽可能可靠，然而，这也仅是一种选择。