网络基础-再议TCP

以前只是知道3次握手和4次挥手，但是对于其在连接和断开时的各个状态却不是很懂，今天就来看一下握手和挥手时的状态转换图：

1.三次握手和四次挥手时的状态转换图：

实线表示应用程序：

应用层首先发SYN的请求信号，应用层处于SYN_SENT的状态，当服务器端发送ACK应答，并且服务器端发送给它SYN请求时，处于数据传输状态（ESTABLISHED）.当客户端关闭的时候（发送FIN）,客户端变成FIN_WAIT_1的状态，当收到ACK时，变成FIN_WAIT_2的状态，当接收到服务器端的FIN时，变成TIME_WAIT的状态（2MSL后转化为closeing状态）。

TIME_WAIT

每个包过一个路由器，TTL减1，由于网络故障，可能有延迟，这时候如果直接进入到closing状态，就不能接受这个包。在TIME_WAIT状态内，这个端口不能被其他的进程所使用。

虚线表示服务器

服务器接收到客户端的SYN的时候，并且返回ACK，SYN的时候，会进入到一个SYN_RCVD的状态。客户端回复ACK的时候，就进入数据传输状态。当服务器端接受到FIN的时候，服务器进入CLOSE_WAIT状态，当服务器端给客户端发送FIN的时候，服务器进入LAST_ACK状态，当接收到ACK的时候，服务器关闭。

**CLOSED: **这个没什么好说的了，表示初始状态。

**LISTEN: **这个也是非常容易理解的一个状态，表示服务器端的某个SOCKET处于监听状态，可以接受连接了。

SYN_RCVD: 这个状态表示接受到了SYN报文，在正常情况下，这个状态是服务器端的SOCKET在建立TCP连接时的三次

握手会话过程中的一个中间状态，很短暂，基本 上用netstat你是很难看到这种状态的，除非你特意写了一个客户

端测试程序，故意将三次TCP握手过程中最后一个ACK报文不予发送。因此这种状态 时，当收到客户端的ACK报文

后，它会进入到ESTABLISHED状态。

SYN_SENT: 这个状态与SYN_RCVD遥想呼应，当客户端SOCKET执行CONNECT连接时，它首先发送SYN报文，因此也随即

它会进入到了SYN_SENT状 态，并等待服务端的发送三次握手中的第2个报文。SYN_SENT状态表示客户端已发送SYN

报文。

ESTABLISHED：这个容易理解了，表示连接已经建立了。

FIN_WAIT_1: 这个状态要好好解释一下，其实FIN_WAIT_1和FIN_WAIT_2状态的真正含义都是表示等待对方的FIN报

文。而这两种状态的区别 是：FIN_WAIT_1状态实际上是当SOCKET在ESTABLISHED状态时，它想主动关闭连接，向

对方发送了FIN报文，此时该SOCKET即 进入到FIN_WAIT_1状态。而当对方回应ACK报文后，则进入到FIN_WAIT_2状

态，当然在实际的正常情况下，无论对方何种情况下，都应该马 上回应ACK报文，所以FIN_WAIT_1状态一般是比较

难见到的，而FIN_WAIT_2状态还有时常常可以用netstat看到。

FIN_WAIT_2：上面已经详细解释了这种状态，实际上FIN_WAIT_2状态下的SOCKET，表示半连接，也即有一方要求

close连接，但另外还告诉对方，我暂时还有点数据需要传送给你，稍后再关闭连接。

TIME_WAIT: 表示收到了对方的FIN报文，并发送出了ACK报文，就等2MSL后即可回到CLOSED可用状态了。如果

FIN_WAIT_1状态下，收到了对方同时带 FIN标志和ACK标志的报文时，可以直接进入到TIME_WAIT状态，而无须经过

FIN_WAIT_2状态。

CLOSING: 这种状态比较特殊，实际情况中应该是很少见，属于一种比较罕见的例外状态。正常情况下，当你发送

FIN报文后，按理来说是应该先收到（或同时收到）对方的 ACK报文，再收到对方的FIN报文。但是CLOSING状态表

示你发送FIN报文后，并没有收到对方的ACK报文，反而却也收到了对方的FIN报文。什 么情况下会出现此种情况

呢？其实细想一下，也不难得出结论：那就是如果双方几乎在同时close一个SOCKET的话，那么就出现了双方同时

发送FIN报 文的情况，也即会出现CLOSING状态，表示双方都正在关闭SOCKET连接。

CLOSE_WAIT: 这种状态的含义其实是表示在等待关闭。怎么理解呢？当对方close一个SOCKET后发送FIN报文给自

己，你系统毫无疑问地会回应一个ACK报文给对 方，此时则进入到CLOSE_WAIT状态。接下来呢，实际上你真正需要

考虑的事情是察看你是否还有数据发送给对方，如果没有的话，那么你也就可以 close这个SOCKET，发送FIN报文

给对方，也即关闭连接。所以你在CLOSE_WAIT状态下，需要完成的事情是等待你去关闭连接。

**LAST_ACK: **这个状态还是比较容易好理解的，它是被动关闭一方在发送FIN报文后，最后等待对方的ACK报文。当收

到ACK报文后，也即可以进入到CLOSED可用状态了。

1.1. 设置TIME_WAIT状态的原因

2MSL TIME_WAIT状态存在的理由：

TIME_WAIT状态的存在有两个理由：（1）让4次握手关闭流程更加可靠；4次握手的最后一个ACK是是由主动关闭方发送出去的，若这个ACK丢失，被动关闭方会再次发一个FIN过来。若主动关闭方能够保持一个2MSL的TIME_WAIT状态，则有更大的机会让丢失的ACK被再次发送出去。（2）防止lost duplicate对后续新建正常链接的传输造成破坏。lost duplicate在实际的网络中非常常见，经常是由于路由器产生故障，路径无法收敛，导致一个packet在路由器A，B，C之间做类似死循环的跳转。IP头部有个TTL，限制了一个包在网络中的最大跳数，因此这个包有两种命运，要么最后TTL变为0，在网络中消失；要么TTL在变为0之前路由器路径收敛，它凭借剩余的TTL跳数终于到达目的地。但非常可惜的是TCP通过超时重传机制在早些时候发送了一个跟它一模一样的包，并先于它达到了目的地，因

此它的命运也就注定被TCP协议栈抛弃。另外一个概念叫做incarnation connection，指跟上次的socket pair一摸一样的新连接，叫做incarnation of previous connection。lost duplicate加上incarnation connection，则会对我们的传输造成致命的错误。大家都知道TCP是流式的，所有包到达的顺序是不一致的，依靠序列号由TCP协议栈做顺序的拼接；假设一个incarnation connection这时收到的seq=1000, 来了一个lost duplicate为seq=1000,len=1000, 则tcp认为这个lost duplicate合法，并存放入了receive buffer，导致传输出现错误。通过一个2MSL TIME_WAIT状态，确保所有的lost duplicate都会消失掉，避免对新连接造成错误。

该状态为什么设计在主动关闭这一方：

• 发最后ack的是主动关闭一方
• 只要有一方保持TIME_WAIT状态，就能起到避免incarnation connection在2MSL内的重新建立，不需要两方都有.

1.2.如何正确的对待2MSL TIME_WAIT?

RFC要求socket pair在处于TIME_WAIT时，不能再起一个incarnation connection。但绝大部分TCP实现，强加了

更为严格的限制。在2MSL等待期间，socket中使用的本地端口在默认情况下不能再被使用。若A 10.234.5.5:1234

和B 10.55.55.60:6666建立了连接，A主动关闭，那么在A端只要port为1234，无论对方的port和ip是什么，都不

允许再起服务。显而易见这是比RFC更为严格的限制，RFC仅仅是要求socket pair不一致，而实现当中只要这个

port处于TIME_WAIT，就不允许起连接。这个限制对主动打开方来说是无所谓的，因为一般用的是临时端口；但对

于被动打开方，一般是server，就悲剧了，因为server一般是熟知端口。比如http，一般端口是80，不可能允许

这个服务在2MSL内不能起来。解决方案是给服务器的socket设置SO_REUSEADDR选项，这样的话就算熟知端口处于

TIME_WAIT状态，在这个端口上依旧可以将服务启动。当然，虽然有了SO_REUSEADDR选项，但sockt pair这个限制

依旧存在。比如上面的例子，A通过SO_REUSEADDR选项依旧在1234端口上起了监听，但这时我们若是从B通过6666端

口去连它，TCP协议会告诉我们连接失败，原因为Address already in use.

2.TCP的流量控制（滑动窗口）

如果发送端发送的速度较快，接收端接收到数据后处理的速度较慢，而接收缓冲区的大小是固定的，就会丢失数据。TCP协议通过’滑动窗口（Sliding Window）’机制解决这一问题。看下图的通讯过程。

说明：

1.发送端发起连接，声明最大段尺寸是1460（单个包的最大长度），初始序号是0，窗口大小是4K，表示“我的接收缓冲区还有4K字节空闲，你发的数据不要超过4K”。接收端应答连接请求，声明最大段尺寸是1024，初始序号是8000，窗口大小是6K。发送端应答，三方握手结束。

2.发送端发出段4-9，每个段带1K的数据，发送端根据窗口大小知道接收端的缓冲区满了，因此停止发送数据。

3.接收端的应用程序提走2K数据，接收缓冲区又有了2K空闲，接收端发出段10，在应答已收到6K数据的同时声明窗口大小为2K。

4.接收端的应用程序又提走2K数据，接收缓冲区有4K空闲，接收端发出段11，重新声明窗口大小为4K。

5.发送端发出段12-13，每个段带2K数据，段13同时还包含FIN位。

6.接收端应答接收到的2K数据（6145-8192），再加上FIN位占一个序号8193，因此应答序号是8194，连接处于半关闭状态，接收端同时声明窗口大小为2K。

7.接收端的应用程序提走2K数据，接收端重新声明窗口大小为4K。

8.接收端的应用程序提走剩下的2K数据，接收缓冲区全空，接收端重新声明窗口大小为6K。

9.接收端的应用程序在提走全部数据后，决定关闭连接，发出段17包含FIN位，发送端应答，连接完全关闭。

从这个例子还可以看出，发送端是一K一K地发送数据，而接收端的应用程序可以两K两K地提走数据，当然也有可能一次提走3K或6K数据，或者一次只提走几个字节的数据，也就是说，应用程序所看到的数据是一个整体，或说是一个流（stream），在底层通讯中这些数据可能被拆成很多数据包来发送，但是一个数据包有多少字节对应用程序是不可见的，因此TCP协议是面向流的协议。而UDP是面向消息的协议，每个UDP段都是一条消息，应用程序必须以消息为单位提取数据，不能一次提取任意字节的数据，这一点和TCP是很不同的。

3.TCP半链接状态

当TCP链接中A发送FIN请求关闭，另一段B回应ACK后，B没有立即发送FIN给A时，A方处在半链接状态，此时A可以接收B发送的数据，但是A已不能再向B发送数据。

#include <sys/socket.h>
int shutdown(int sockfd, int how);
sockfd: 需要关闭的socket的描述符
how:允许为shutdown操作选择以下几种方式:
SHUT_RD：关闭连接的读端。也就是该套接字不再接受数据，任何当前在套接字接受缓冲区的数据将被丢弃。
进程将不能对该套接字发出任何读操作。对 TCP套接字该调用之后接受到的任何数据将被确认然后无声的
丢弃掉。
SHUT_WR:关闭连接的写端，进程不能在对此套接字发出写操作
SHUT_RDWR:相当于调用shutdown两次：首先是以SHUT_RD,然后以SHUT_WR

使用close中止一 个连接，但它只是减少描述符的参考数，并不直接关闭连接，只有当描述符的参考数为0时才关闭连接。 shutdown可直接关闭描述符，不考虑描述 符的参考数，可选择中止一个方向的连接。

注意：

1.如果有多个进程共享一个套接字，close每被调用一次，计数减1，直到计数为0时，也就是所用进程都调用了close，套接字将被释放。

2.在多进程中如果一个进程中shutdown(sfd, SHUT_RDWR)后其它的进程将无法进行通信. 如果一个进程close(sfd)将不会影响到其它进程.