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TCP 基本認(rèn)識(shí)

瞧瞧 TCP 頭格式
我們先來看看 TCP 頭的格式灸撰，標(biāo)注顏色的表示與本文關(guān)聯(lián)比較大的字段厘贼，其他字段不做詳細(xì)闡述睦袖。

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序列號(hào)：在建立連接時(shí)由計(jì)算機(jī)生成的隨機(jī)數(shù)作為其初始值习蓬，通過 SYN 包傳給接收端主機(jī)鳍咱，每發(fā)送一次數(shù)據(jù)降盹，就「累加」一次該「數(shù)據(jù)字節(jié)數(shù)」的大小。用來解決網(wǎng)絡(luò)包亂序問題谤辜。

確認(rèn)應(yīng)答號(hào)：指下一次「期望」收到的數(shù)據(jù)的序列號(hào)蓄坏，發(fā)送端收到這個(gè)確認(rèn)應(yīng)答以后可以認(rèn)為在這個(gè)序號(hào)以前的數(shù)據(jù)都已經(jīng)被正常接收。用來解決不丟包的問題丑念。

控制位：

ACK：該位為 1 時(shí)涡戳，「確認(rèn)應(yīng)答」的字段變?yōu)橛行В琓CP 規(guī)定除了最初建立連接時(shí)的 SYN 包之外該位必須設(shè)置為 1 脯倚。

RST：該位為 1 時(shí)渔彰，表示 TCP 連接中出現(xiàn)異常必須強(qiáng)制斷開連接。

SYC：該位為 1 時(shí)推正，表示希望建立連恍涂，并在其「序列號(hào)」的字段進(jìn)行序列號(hào)初始值的設(shè)定。

FIN：該位為 1 時(shí)植榕，表示今后不會(huì)再有數(shù)據(jù)發(fā)送乳丰，希望斷開連接。當(dāng)通信結(jié)束希望斷開連接時(shí)内贮，通信雙方的主機(jī)之間就可以相互交換 FIN 位置為 1 的 TCP 段产园。

為什么需要 TCP 協(xié)議？TCP 工作在哪一層夜郁？

IP 層是「不可靠」的什燕，它不保證網(wǎng)絡(luò)包的交付、不保證網(wǎng)絡(luò)包的按序交付竞端、也不保證網(wǎng)絡(luò)包中的數(shù)據(jù)的完整性屎即。

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如果需要保障網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包的可靠性，那么就需要由上層（傳輸層）的 TCP 協(xié)議來負(fù)責(zé)。

因?yàn)?TCP 是一個(gè)工作在傳輸層的可靠數(shù)據(jù)傳輸?shù)姆?wù)技俐，它能確保接收端接收的網(wǎng)絡(luò)包是無損壞乘陪、無間隔、非冗余和按序的雕擂。

什么是 TCP 啡邑？

TCP 是面向連接的、可靠的井赌、基于字節(jié)流的傳輸層通信協(xié)議谤逼。

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• 面向連接：一定是「一對(duì)一」才能連接，不能像 UDP 協(xié)議 可以一個(gè)主機(jī)同時(shí)向多個(gè)主機(jī)發(fā)送消息仇穗，也就是一對(duì)多是無法做到的流部；

• 可靠的：無論的網(wǎng)絡(luò)鏈路中出現(xiàn)了怎樣的鏈路變化，TCP 都可以保證一個(gè)報(bào)文一定能夠到達(dá)接收端纹坐；

• 字節(jié)流：消息是「沒有邊界」的枝冀，所以無論我們消息有多大都可以進(jìn)行傳輸。并且消息是「有序的」耘子，當(dāng)「前一個(gè)」消息沒有收到的時(shí)候果漾，即使它先收到了后面的字節(jié)已經(jīng)收到，那么也不能扔給應(yīng)用層去處理拴还，同時(shí)對(duì)「重復(fù)」的報(bào)文會(huì)自動(dòng)丟棄跨晴。

什么是 TCP 連接？

我們來看看 RFC 793 是如何定義「連接」的：

*Connections: *

*The reliability and flow control mechanisms described above require that TCPs initialize and maintain certain status information for each data stream. *

The combination of this information, including sockets, sequence numbers, and window sizes, is called a connection.

簡單來說就是片林，用于保證可靠性和流量控制維護(hù)的某些狀態(tài)信息端盆，這些信息的組合，包括Socket费封、序列號(hào)和窗口大小稱為連接焕妙。

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所以我們可以知道，建立一個(gè) TCP 連接是需要客戶端與服務(wù)器端達(dá)成上述三個(gè)信息的共識(shí)弓摘。

• Socket：由 IP 地址和端口號(hào)組成

• 序列號(hào)：用來解決亂序問題等

• 窗口大小：用來做流量控制

如何唯一確定一個(gè) TCP 連接呢焚鹊？

TCP 四元組可以唯一的確定一個(gè)連接，四元組包括如下：

• 源地址

• 源端口

• 目的地址

• 目的端口

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源地址和目的地址的字段（32位）是在 IP 頭部中韧献，作用是通過 IP 協(xié)議發(fā)送報(bào)文給對(duì)方主機(jī)末患。

源端口和目的端口的字段（16位）是在 TCP 頭部中，作用是告訴 TCP 協(xié)議應(yīng)該把報(bào)文發(fā)給哪個(gè)進(jìn)程锤窑。

有一個(gè) IP 的服務(wù)器監(jiān)聽了一個(gè)端口璧针，它的 TCP 的最大連接數(shù)是多少？

服務(wù)器通常固定在某個(gè)本地端口上監(jiān)聽渊啰，等待客戶端的連接請(qǐng)求探橱。

因此申屹，客戶端 IP 和 端口是可變的，其理論值計(jì)算公式如下:

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對(duì) IPv4隧膏，客戶端的 IP 數(shù)最多為 2 的 32 次方哗讥，客戶端的端口數(shù)最多為 2 的 16 次方，也就是服務(wù)端單機(jī)最大 TCP 連接數(shù)胞枕，約為 2 的 48 次方杆煞。

當(dāng)然，服務(wù)端最大并發(fā) TCP 連接數(shù)遠(yuǎn)不能達(dá)到理論上限曲稼。

• 首先主要是文件描述符限制索绪，Socket 都是文件湖员，所以首先要通過 ulimit 配置文件描述符的數(shù)目贫悄；

• 另一個(gè)是內(nèi)存限制，每個(gè) TCP 連接都要占用一定內(nèi)存娘摔，操作系統(tǒng)是有限的窄坦。

UDP 和 TCP 有什么區(qū)別呢？分別的應(yīng)用場(chǎng)景是凳寺？

UDP 不提供復(fù)雜的控制機(jī)制鸭津，利用 IP 提供面向「無連接」的通信服務(wù)。

UDP 協(xié)議真的非常簡肠缨，頭部只有 8 個(gè)字節(jié)（ 64 位）逆趋，UDP 的頭部格式如下：

目標(biāo)和源端口：主要是告訴 UDP 協(xié)議應(yīng)該把報(bào)文發(fā)給哪個(gè)進(jìn)程。

包長度：該字段保存了 UDP 首部的長度跟數(shù)據(jù)的長度之和晒奕。

校驗(yàn)和：校驗(yàn)和是為了提供可靠的 UDP 首部和數(shù)據(jù)而設(shè)計(jì)闻书。

TCP 和 UDP 區(qū)別：

1. 連接

TCP 是面向連接的傳輸層協(xié)議，傳輸數(shù)據(jù)前先要建立連接脑慧。

UDP 是不需要連接魄眉，即刻傳輸數(shù)據(jù)。

2. 服務(wù)對(duì)象

TCP 是一對(duì)一的兩點(diǎn)服務(wù)闷袒，即一條連接只有兩個(gè)端點(diǎn)坑律。

UDP 支持一對(duì)一、一對(duì)多囊骤、多對(duì)多的交互通信

3. 可靠性

TCP 是可靠交付數(shù)據(jù)的晃择，數(shù)據(jù)可以無差錯(cuò)、不丟失也物、不重復(fù)宫屠、按需到達(dá)。

UDP 是盡最大努力交付焦除，不保證可靠交付數(shù)據(jù)激况。

4. 擁塞控制、流量控制

TCP 有擁塞控制和流量控制機(jī)制，保證數(shù)據(jù)傳輸?shù)陌踩浴?/p>

UDP 則沒有乌逐，即使網(wǎng)絡(luò)非常擁堵了竭讳，也不會(huì)影響 UDP 的發(fā)送速率。

5. 首部開銷

TCP 首部長度較長浙踢，會(huì)有一定的開銷绢慢，首部在沒有使用「選項(xiàng)」字段時(shí)是 20 個(gè)字節(jié)，如果使用了「選項(xiàng)」字段則會(huì)變長的洛波。

UDP 首部只有 8 個(gè)字節(jié)胰舆，并且是固定不變的，開銷較小蹬挤。

為什么 UDP 頭部沒有「首部長度」字段缚窿，而 TCP 頭部有「首部長度」字段呢？

原因是 TCP 有可變長的「選項(xiàng)」字段焰扳，而 UDP 頭部長度則是不會(huì)變化的倦零，無需多一個(gè)字段去記錄 UDP 的首部長度。

為什么 UDP 頭部有「包長度」字段吨悍，而 TCP 頭部則沒有「包長度」字段呢扫茅？

先說說 TCP 是如何計(jì)算負(fù)載數(shù)據(jù)長度：

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其中 IP 總長度 和 IP 首部長度，在 IP 首部格式是已知的育瓜。TCP 首部長度葫隙，則是在 TCP 首部格式已知的，所以就可以求得 TCP 數(shù)據(jù)的長度躏仇。

大家這時(shí)就奇怪了問：“ UDP 也是基于 IP 層的呀恋脚，那 UDP 的數(shù)據(jù)長度也可以通過這個(gè)公式計(jì)算呀？為何還要有「包長度」呢钙态？”

這么一問慧起，確實(shí)感覺 UDP 「包長度」是冗余的。

因?yàn)闉榱司W(wǎng)絡(luò)設(shè)備硬件設(shè)計(jì)和處理方便册倒，首部長度需要是 4字節(jié)的整數(shù)倍蚓挤。

如果去掉 UDP 「包長度」字段，那 UDP 首部長度就不是 4 字節(jié)的整數(shù)倍了驻子，所以敖丙覺得這可能是為了補(bǔ)全 UDP 首部長度是 4 字節(jié)的整數(shù)倍灿意，才補(bǔ)充了「包長度」字段。

TCP 連接建立

TCP 三次握手過程和狀態(tài)變遷

TCP 是面向連接的協(xié)議崇呵，所以使用 TCP 前必須先建立連接缤剧，而建立連接是通過三次握手而進(jìn)行的。

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• 一開始域慷，客戶端和服務(wù)端都處于 CLOSED 狀態(tài)荒辕。先是服務(wù)端主動(dòng)監(jiān)聽某個(gè)端口汗销，處于 LISTEN 狀態(tài)

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• 客戶端會(huì)隨機(jī)初始化序號(hào)（client_isn），將此序號(hào)置于 TCP 首部的「序號(hào)」字段中抵窒，同時(shí)把 SYN 標(biāo)志位置為 1 弛针，表示 SYN 報(bào)文。接著把第一個(gè) SYN 報(bào)文發(fā)送給服務(wù)端李皇，表示向服務(wù)端發(fā)起連接削茁，該報(bào)文不包含應(yīng)用層數(shù)據(jù)，之后客戶端處于 SYN-SENT 狀態(tài)掉房。
  
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• 服務(wù)端收到客戶端的 SYN 報(bào)文后茧跋，首先服務(wù)端也隨機(jī)初始化自己的序號(hào)（server_isn），將此序號(hào)填入 TCP 首部的「序號(hào)」字段中卓囚，其次把 TCP 首部的「確認(rèn)應(yīng)答號(hào)」字段填入 client_isn + 1, 接著把 SYN 和 ACK 標(biāo)志位置為 1瘾杭。最后把該報(bào)文發(fā)給客戶端，該報(bào)文也不包含應(yīng)用層數(shù)據(jù)捍岳，之后服務(wù)端處于 SYN-RCVD 狀態(tài)富寿。

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• 客戶端收到服務(wù)端報(bào)文后睬隶，還要向服務(wù)端回應(yīng)最后一個(gè)應(yīng)答報(bào)文锣夹，首先該應(yīng)答報(bào)文 TCP 首部 ACK 標(biāo)志位置為 1 ，其次「確認(rèn)應(yīng)答號(hào)」字段填入 server_isn + 1 苏潜，最后把報(bào)文發(fā)送給服務(wù)端银萍，這次報(bào)文可以攜帶客戶到服務(wù)器的數(shù)據(jù)惠勒，之后客戶端處于 ESTABLISHED 狀態(tài)觉既。

• 服務(wù)器收到客戶端的應(yīng)答報(bào)文后，也進(jìn)入 ESTABLISHED 狀態(tài)栋艳。

從上面的過程可以發(fā)現(xiàn)第三次握手是可以攜帶數(shù)據(jù)的飞袋，前兩次握手是不可以攜帶數(shù)據(jù)的戳气，這也是面試常問的題。

一旦完成三次握手巧鸭，雙方都處于 ESTABLISHED 狀態(tài)瓶您，此致連接就已建立完成，客戶端和服務(wù)端就可以相互發(fā)送數(shù)據(jù)了纲仍。

如何在 Linux 系統(tǒng)中查看 TCP 狀態(tài)呀袱？

TCP 的連接狀態(tài)查看，在 Linux 可以通過 netstat -napt 命令查看郑叠。

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為什么是三次握手夜赵？不是兩次、四次乡革？

相信大家比較晨苌回答的是：“因?yàn)槿挝帐植拍鼙ＷC雙方具有接收和發(fā)送的能力摊腋。”

這回答是沒問題嘁傀，但這回答是片面的歌豺，并沒有說出主要的原因。

在前面我們知道了什么是 TCP 連接：

用于保證可靠性和流量控制維護(hù)的某些狀態(tài)信息心包，這些信息的組合类咧，包括Socket、序列號(hào)和窗口大小稱為連接蟹腾。

所以痕惋，重要的是為什么三次握手才可以初始化Socket、序列號(hào)和窗口大小并建立 TCP 連接娃殖。

接下來以三個(gè)方面分析三次握手的原因：

三次握手才可以阻止歷史重復(fù)連接的初始化（主要原因）

三次握手才可以同步雙方的初始序列號(hào)

三次握手才可以避免資源浪費(fèi)

原因一：避免歷史連接

我們來看看 RFC 793 指出的 TCP 連接使用三次握手的首要原因：

The principle reason for the three-way handshake is to prevent old duplicate connection initiations from causing confusion.

簡單來說值戳，三次握手的首要原因是為了防止舊的重復(fù)連接初始化造成混亂。

網(wǎng)絡(luò)環(huán)境是錯(cuò)綜復(fù)雜的炉爆，往往并不是如我們期望的一樣堕虹，先發(fā)送的數(shù)據(jù)包，就先到達(dá)目標(biāo)主機(jī)芬首，反而它很騷赴捞，可能會(huì)由于網(wǎng)絡(luò)擁堵等亂七八糟的原因，會(huì)使得舊的數(shù)據(jù)包郁稍，先到達(dá)目標(biāo)主機(jī)赦政，那么這種情況下 TCP 三次握手是如何避免的呢？

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<figcaption style="margin: 10px 0px 0px; padding: 0px; max-width: 100%; box-sizing: border-box !important; overflow-wrap: break-word !important; line-height: inherit; text-align: center; color: rgb(153, 153, 153); font-size: 0.7em;">三次握手避免歷史連接</figcaption>

客戶端連續(xù)發(fā)送多次 SYN 建立連接的報(bào)文耀怜，在網(wǎng)絡(luò)擁堵等情況下：

• 一個(gè)「舊 SYN 報(bào)文」比「最新的 SYN 」 報(bào)文早到達(dá)了服務(wù)端恢着；

• 那么此時(shí)服務(wù)端就會(huì)回一個(gè) SYN + ACK 報(bào)文給客戶端；

• 客戶端收到后可以根據(jù)自身的上下文财破，判斷這是一個(gè)歷史連接（序列號(hào)過期或超時(shí)）掰派，那么客戶端就會(huì)發(fā)送 RST 報(bào)文給服務(wù)端，表示中止這一次連接左痢。

如果是兩次握手連接靡羡，就不能判斷當(dāng)前連接是否是歷史連接，三次握手則可以在客戶端（發(fā)送方）準(zhǔn)備發(fā)送第三次報(bào)文時(shí)抖锥，客戶端因有足夠的上下文來判斷當(dāng)前連接是否是歷史連接：

• 如果是歷史連接（序列號(hào)過期或超時(shí)）亿眠，則第三次握手發(fā)送的報(bào)文是 RST 報(bào)文，以此中止歷史連接磅废；

• 如果不是歷史連接纳像，則第三次發(fā)送的報(bào)文是 ACK 報(bào)文，通信雙方就會(huì)成功建立連接拯勉；

所以竟趾， TCP 使用三次握手建立連接的最主要原因是防止歷史連接初始化了連接憔购。

原因二：同步雙方初始序列號(hào)

TCP 協(xié)議的通信雙方， 都必須維護(hù)一個(gè)「序列號(hào)」岔帽， 序列號(hào)是可靠傳輸?shù)囊粋€(gè)關(guān)鍵因素玫鸟，它的作用：

• 接收方可以去除重復(fù)的數(shù)據(jù)；

• 接收方可以根據(jù)數(shù)據(jù)包的序列號(hào)按序接收犀勒；

• 可以標(biāo)識(shí)發(fā)送出去的數(shù)據(jù)包中屎飘， 哪些是已經(jīng)被對(duì)方收到的；

可見贾费，序列號(hào)在 TCP 連接中占據(jù)著非常重要的作用钦购，所以當(dāng)客戶端發(fā)送攜帶「初始序列號(hào)」的 SYN 報(bào)文的時(shí)候，需要服務(wù)端回一個(gè) ACK 應(yīng)答報(bào)文褂萧，表示客戶端的 SYN 報(bào)文已被服務(wù)端成功接收押桃，那當(dāng)服務(wù)端發(fā)送「初始序列號(hào)」給客戶端的時(shí)候，依然也要得到客戶端的應(yīng)答回應(yīng)导犹，這樣一來一回唱凯，才能確保雙方的初始序列號(hào)能被可靠的同步。

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四次握手其實(shí)也能夠可靠的同步雙方的初始化序號(hào)谎痢，但由于第二步和第三步可以優(yōu)化成一步磕昼，所以就成了「三次握手」。

而兩次握手只保證了一方的初始序列號(hào)能被對(duì)方成功接收舶得，沒辦法保證雙方的初始序列號(hào)都能被確認(rèn)接收掰烟。

原因三：避免資源浪費(fèi)

如果只有「兩次握手」，當(dāng)客戶端的 SYN 請(qǐng)求連接在網(wǎng)絡(luò)中阻塞沐批，客戶端沒有接收到 ACK 報(bào)文，就會(huì)重新發(fā)送 SYN 蝎亚，由于沒有第三次握手九孩，服務(wù)器不清楚客戶端是否收到了自己發(fā)送的建立連接的 ACK 確認(rèn)信號(hào)，所以每收到一個(gè) SYN 就只能先主動(dòng)建立一個(gè)連接发框，這會(huì)造成什么情況呢躺彬？

如果客戶端的 SYN 阻塞了，重復(fù)發(fā)送多次 SYN 報(bào)文梅惯，那么服務(wù)器在收到請(qǐng)求后就會(huì)建立多個(gè)冗余的無效鏈接宪拥，造成不必要的資源浪費(fèi)。

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即兩次握手會(huì)造成消息滯留情況下铣减，服務(wù)器重復(fù)接受無用的連接請(qǐng)求 SYN 報(bào)文她君，而造成重復(fù)分配資源。

小結(jié)

TCP 建立連接時(shí)葫哗，通過三次握手能防止歷史連接的建立缔刹，能減少雙方不必要的資源開銷球涛，能幫助雙方同步初始化序列號(hào)。序列號(hào)能夠保證數(shù)據(jù)包不重復(fù)校镐、不丟棄和按序傳輸亿扁。

不使用「兩次握手」和「四次握手」的原因：

• 「兩次握手」：無法防止歷史連接的建立，會(huì)造成雙方資源的浪費(fèi)鸟廓，也無法可靠的同步雙方序列號(hào)从祝；

• 「四次握手」：三次握手就已經(jīng)理論上最少可靠連接建立，所以不需要使用更多的通信次數(shù)引谜。

為什么客戶端和服務(wù)端的初始序列號(hào) ISN 是不相同的哄褒？

因?yàn)榫W(wǎng)絡(luò)中的報(bào)文會(huì)延遲、會(huì)復(fù)制重發(fā)煌张、也有可能丟失呐赡，這樣會(huì)造成的不同連接之間產(chǎn)生互相影響，所以為了避免互相影響骏融，客戶端和服務(wù)端的初始序列號(hào)是隨機(jī)且不同的链嘀。

初始序列號(hào) ISN 是如何隨機(jī)產(chǎn)生的？

起始 ISN 是基于時(shí)鐘的档玻，每 4 毫秒 + 1怀泊，轉(zhuǎn)一圈要 4.55 個(gè)小時(shí)。

RFC1948 中提出了一個(gè)較好的初始化序列號(hào) ISN 隨機(jī)生成算法误趴。

ISN = M + F (localhost, localport, remotehost, remoteport)

M 是一個(gè)計(jì)時(shí)器霹琼，這個(gè)計(jì)時(shí)器每隔 4 毫秒加 1。

F 是一個(gè) Hash 算法凉当，根據(jù)源 IP枣申、目的 IP、源端口看杭、目的端口生成一個(gè)隨機(jī)數(shù)值忠藤。要保證 Hash 算法不能被外部輕易推算得出，用 MD5 算法是一個(gè)比較好的選擇楼雹。

我們先來認(rèn)識(shí)下 MTU 和 MSS

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• MTU：一個(gè)網(wǎng)絡(luò)包的最大長度模孩，以太網(wǎng)中一般為 1500 字節(jié)；

• MSS：除去 IP 和 TCP 頭部之后贮缅，一個(gè)網(wǎng)絡(luò)包所能容納的 TCP 數(shù)據(jù)的最大長度榨咐；

如果TCP 的整個(gè)報(bào)文（頭部 + 數(shù)據(jù)）交給 IP 層進(jìn)行分片，會(huì)有什么異常呢谴供？

當(dāng) IP 層有一個(gè)超過 MTU 大小的數(shù)據(jù)（TCP 頭部 + TCP 數(shù)據(jù)）要發(fā)送块茁，那么 IP 層就要進(jìn)行分片，把數(shù)據(jù)分片成若干片憔鬼，保證每一個(gè)分片都小于 MTU龟劲。把一份 IP 數(shù)據(jù)報(bào)進(jìn)行分片以后胃夏，由目標(biāo)主機(jī)的 IP 層來進(jìn)行重新組裝后，在交給上一層 TCP 傳輸層昌跌。

這看起來井然有序仰禀，但這存在隱患的，那么當(dāng)如果一個(gè) IP 分片丟失蚕愤，整個(gè) IP 報(bào)文的所有分片都得重傳答恶。

因?yàn)?IP 層本身沒有超時(shí)重傳機(jī)制，它由傳輸層的 TCP 來負(fù)責(zé)超時(shí)和重傳萍诱。

當(dāng)接收方發(fā)現(xiàn) TCP 報(bào)文（頭部 + 數(shù)據(jù)）的某一片丟失后悬嗓，則不會(huì)響應(yīng) ACK 給對(duì)方，那么發(fā)送方的 TCP 在超時(shí)后裕坊，就會(huì)重發(fā)「整個(gè) TCP 報(bào)文（頭部 + 數(shù)據(jù)）」包竹。

因此，可以得知由 IP 層進(jìn)行分片傳輸籍凝，是非常沒有效率的周瞎。

所以，為了達(dá)到最佳的傳輸效能 TCP 協(xié)議在建立連接的時(shí)候通常要協(xié)商雙方的 MSS 值饵蒂，當(dāng) TCP 層發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)超過 MSS 時(shí)声诸，則就先會(huì)進(jìn)行分片，當(dāng)然由它形成的 IP 包的長度也就不會(huì)大于 MTU 退盯，自然也就不用 IP 分片了彼乌。

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經(jīng)過 TCP 層分片后，如果一個(gè) TCP 分片丟失后渊迁，進(jìn)行重發(fā)時(shí)也是以 MSS 為單位慰照，而不用重傳所有的分片，大大增加了重傳的效率宫纬。

什么是 SYN 攻擊焚挠？如何避免 SYN 攻擊？

SYN 攻擊

我們都知道 TCP 連接建立是需要三次握手漓骚，假設(shè)攻擊者短時(shí)間偽造不同 IP 地址的 SYN 報(bào)文，服務(wù)端每接收到一個(gè) SYN 報(bào)文榛泛，就進(jìn)入SYN_RCVD 狀態(tài)蝌蹂，但服務(wù)端發(fā)送出去的 ACK + SYN 報(bào)文，無法得到未知 IP 主機(jī)的 ACK 應(yīng)答曹锨，久而久之就會(huì)占滿服務(wù)端的 SYN 接收隊(duì)列（未連接隊(duì)列）孤个，使得服務(wù)器不能為正常用戶服務(wù)。

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避免 SYN 攻擊方式一

其中一種解決方式是通過修改 Linux 內(nèi)核參數(shù)沛简，控制隊(duì)列大小和當(dāng)隊(duì)列滿時(shí)應(yīng)做什么處理齐鲤。

• 當(dāng)網(wǎng)卡接收數(shù)據(jù)包的速度大于內(nèi)核處理的速度時(shí)斥废，會(huì)有一個(gè)隊(duì)列保存這些數(shù)據(jù)包「迹控制該隊(duì)列的最大值如下參數(shù)：

net.core.netdev_max_backlog

• SYN_RCVD 狀態(tài)連接的最大個(gè)數(shù)：

net.ipv4.tcp_max_syn_backlog

• 超出處理能時(shí)牡肉，對(duì)新的 SYN 直接回 RST，丟棄連接：

net.ipv4.tcp_abort_on_overflow

避免 SYN 攻擊方式二

我們先來看下Linux 內(nèi)核的 SYN （未完成連接建立）隊(duì)列與 Accpet （已完成連接建立）隊(duì)列是如何工作的淆九？

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正常流程：

• 當(dāng)服務(wù)端接收到客戶端的 SYN 報(bào)文時(shí)统锤，會(huì)將其加入到內(nèi)核的「 SYN 隊(duì)列」；

• 接著發(fā)送 SYN + ACK 給客戶端炭庙，等待客戶端回應(yīng) ACK 報(bào)文饲窿；

• 服務(wù)端接收到 ACK 報(bào)文后，從「 SYN 隊(duì)列」移除放入到「 Accept 隊(duì)列」焕蹄；

• 應(yīng)用通過調(diào)用 accpet() socket 接口逾雄，從「 Accept 隊(duì)列」取出的連接。

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應(yīng)用程序過慢：

• 如果應(yīng)用程序過慢時(shí)腻脏，就會(huì)導(dǎo)致「 Accept 隊(duì)列」被占滿鸦泳。

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受到 SYN 攻擊：

• 如果不斷受到 SYN 攻擊，就會(huì)導(dǎo)致「 SYN 隊(duì)列」被占滿迹卢。

tcp_syncookies 的方式可以應(yīng)對(duì) SYN 攻擊的方法：

net.ipv4.tcp_syncookies = 1

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• 當(dāng) 「 SYN 隊(duì)列」?jié)M之后辽故，后續(xù)服務(wù)器收到 SYN 包，不進(jìn)入「 SYN 隊(duì)列」腐碱；

• 計(jì)算出一個(gè) cookie 值誊垢，再以 SYN + ACK 中的「序列號(hào)」返回客戶端，

• 服務(wù)端接收到客戶端的應(yīng)答報(bào)文時(shí)症见，服務(wù)器會(huì)檢查這個(gè) ACK 包的合法性喂走。如果合法，直接放入到「 Accept 隊(duì)列」谋作。

• 最后應(yīng)用通過調(diào)用 accpet() socket 接口芋肠，從「 Accept 隊(duì)列」取出的連接。

TCP 連接斷開

TCP 四次揮手過程和狀態(tài)變遷

天下沒有不散的宴席遵蚜，對(duì)于 TCP 連接也是這樣帖池， TCP 斷開連接是通過四次揮手方式。

雙方都可以主動(dòng)斷開連接吭净，斷開連接后主機(jī)中的「資源」將被釋放睡汹。

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• 客戶端打算關(guān)閉連接，此時(shí)會(huì)發(fā)送一個(gè) TCP 首部 FIN 標(biāo)志位被置為 1 的報(bào)文寂殉，也即 FIN 報(bào)文囚巴，之后客戶端進(jìn)入 FIN_WAIT_1 狀態(tài)。

• 服務(wù)端收到該報(bào)文后，就向客戶端發(fā)送 ACK 應(yīng)答報(bào)文彤叉，接著服務(wù)端進(jìn)入 CLOSED_WAIT 狀態(tài)庶柿。

• 客戶端收到服務(wù)端的 ACK 應(yīng)答報(bào)文后，之后進(jìn)入 FIN_WAIT_2 狀態(tài)秽浇。

• 等待服務(wù)端處理完數(shù)據(jù)后浮庐，也向客戶端發(fā)送 FIN 報(bào)文，之后服務(wù)端進(jìn)入 LAST_ACK 狀態(tài)兼呵。

• 客戶端收到服務(wù)端的 FIN 報(bào)文后兔辅，回一個(gè) ACK 應(yīng)答報(bào)文，之后進(jìn)入 TIME_WAIT 狀態(tài)

• 服務(wù)器收到了 ACK 應(yīng)答報(bào)文后击喂，就進(jìn)入了 CLOSE 狀態(tài)维苔，至此服務(wù)端已經(jīng)完成連接的關(guān)閉。

• 客戶端在經(jīng)過 2MSL 一段時(shí)間后懂昂，自動(dòng)進(jìn)入 CLOSE 狀態(tài)介时，至此客戶端也完成連接的關(guān)閉。

你可以看到凌彬，每個(gè)方向都需要一個(gè) FIN 和一個(gè) ACK沸柔，因此通常被稱為四次揮手。

這里一點(diǎn)需要注意是：主動(dòng)關(guān)閉連接的铲敛，才有 TIME_WAIT 狀態(tài)褐澎。

為什么揮手需要四次？

再來回顧下四次揮手雙方發(fā) FIN 包的過程伐蒋，就能理解為什么需要四次了工三。

關(guān)閉連接時(shí)，客戶端向服務(wù)端發(fā)送 FIN 時(shí)先鱼，僅僅表示客戶端不再發(fā)送數(shù)據(jù)了但是還能接收數(shù)據(jù)俭正。

服務(wù)器收到客戶端的 FIN 報(bào)文時(shí)，先回一個(gè) ACK 應(yīng)答報(bào)文焙畔，而服務(wù)端可能還有數(shù)據(jù)需要處理和發(fā)送掸读，等服務(wù)端不再發(fā)送數(shù)據(jù)時(shí)，才發(fā)送 FIN 報(bào)文給客戶端來表示同意現(xiàn)在關(guān)閉連接宏多。

從上面過程可知儿惫，服務(wù)端通常需要等待完成數(shù)據(jù)的發(fā)送和處理，所以服務(wù)端的 ACK 和 FIN 一般都會(huì)分開發(fā)送伸但，從而比三次握手導(dǎo)致多了一次姥闪。

為什么 TIME_WAIT 等待的時(shí)間是 2MSL？

MSL 是 Maximum Segment Lifetime砌烁，報(bào)文最大生存時(shí)間，它是任何報(bào)文在網(wǎng)絡(luò)上存在的最長時(shí)間，超過這個(gè)時(shí)間報(bào)文將被丟棄函喉。因?yàn)?TCP 報(bào)文基于是 IP 協(xié)議的避归，而 IP 頭中有一個(gè) TTL 字段，是 IP 數(shù)據(jù)報(bào)可以經(jīng)過的最大路由數(shù)管呵，每經(jīng)過一個(gè)處理他的路由器此值就減 1梳毙，當(dāng)此值為 0 則數(shù)據(jù)報(bào)將被丟棄，同時(shí)發(fā)送 ICMP 報(bào)文通知源主機(jī)捐下。

MSL 與 TTL 的區(qū)別：MSL 的單位是時(shí)間账锹，而 TTL 是經(jīng)過路由跳數(shù)。所以 MSL 應(yīng)該要大于等于 TTL 消耗為 0 的時(shí)間坷襟，以確保報(bào)文已被自然消亡奸柬。

TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比較合理的解釋是：網(wǎng)絡(luò)中可能存在來自發(fā)送方的數(shù)據(jù)包婴程，當(dāng)這些發(fā)送方的數(shù)據(jù)包被接收方處理后又會(huì)向?qū)Ψ桨l(fā)送響應(yīng)廓奕，所以一來一回需要等待 2 倍的時(shí)間。

比如档叔，如果被動(dòng)關(guān)閉方?jīng)]有收到斷開連接的最后的 ACK 報(bào)文桌粉，就會(huì)觸發(fā)超時(shí)重發(fā) Fin 報(bào)文，另一方接收到 FIN 后衙四，會(huì)重發(fā) ACK 給被動(dòng)關(guān)閉方铃肯， 一來一去正好 2 個(gè) MSL。

2MSL 的時(shí)間是從客戶端接收到 FIN 后發(fā)送 ACK 開始計(jì)時(shí)的传蹈。如果在 TIME-WAIT 時(shí)間內(nèi)押逼，因?yàn)榭蛻舳说?ACK 沒有傳輸?shù)椒?wù)端，客戶端又接收到了服務(wù)端重發(fā)的 FIN 報(bào)文卡睦，那么 2MSL 時(shí)間將重新計(jì)時(shí)宴胧。

在 Linux 系統(tǒng)里 2MSL 默認(rèn)是 60 秒，那么一個(gè) MSL 也就是 30 秒表锻。Linux 系統(tǒng)停留在 TIME_WAIT 的時(shí)間為固定的 60 秒恕齐。

其定義在 Linux 內(nèi)核代碼里的名稱為 TCP_TIMEWAIT_LEN：

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

如果要修改 TIME_WAIT 的時(shí)間長度，只能修改 Linux 內(nèi)核代碼里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值瞬逊，并重新編譯 Linux 內(nèi)核显歧。

為什么需要 TIME_WAIT 狀態(tài)？

主動(dòng)發(fā)起關(guān)閉連接的一方确镊，才會(huì)有 TIME-WAIT 狀態(tài)士骤。

需要 TIME-WAIT 狀態(tài)，主要是兩個(gè)原因：

• 防止具有相同「四元組」的「舊」數(shù)據(jù)包被收到蕾域；

• 保證「被動(dòng)關(guān)閉連接」的一方能被正確的關(guān)閉拷肌，即保證最后的 ACK 能讓被動(dòng)關(guān)閉方接收到旦，從而幫助其正常關(guān)閉；

原因一：防止舊連接的數(shù)據(jù)包

假設(shè) TIME-WAIT 沒有等待時(shí)間或時(shí)間過短巨缘，被延遲的數(shù)據(jù)包抵達(dá)后會(huì)發(fā)生什么呢添忘？

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• 如上圖黃色框框服務(wù)端在關(guān)閉連接之前發(fā)送的 SEQ = 301 報(bào)文，被網(wǎng)絡(luò)延遲了若锁。

• 這時(shí)有相同端口的 TCP 連接被復(fù)用后搁骑，被延遲的 SEQ = 301 抵達(dá)了客戶端，那么客戶端是有可能正常接收這個(gè)過期的報(bào)文又固，這就會(huì)產(chǎn)生數(shù)據(jù)錯(cuò)亂等嚴(yán)重的問題仲器。

所以，TCP 就設(shè)計(jì)出了這么一個(gè)機(jī)制仰冠，經(jīng)過 2MSL 這個(gè)時(shí)間乏冀，足以讓兩個(gè)方向上的數(shù)據(jù)包都被丟棄，使得原來連接的數(shù)據(jù)包在網(wǎng)絡(luò)中都自然消失沪停，再出現(xiàn)的數(shù)據(jù)包一定都是新建立連接所產(chǎn)生的煤辨。

原因二：保證連接正確關(guān)閉

在 RFC 793 指出 TIME-WAIT 另一個(gè)重要的作用是：

TIME-WAIT - represents waiting for enough time to pass to be sure the remote TCP received the acknowledgment of its connection termination request.

也就是說，TIME-WAIT 作用是等待足夠的時(shí)間以確保最后的 ACK 能讓被動(dòng)關(guān)閉方接收木张，從而幫助其正常關(guān)閉众辨。

假設(shè) TIME-WAIT 沒有等待時(shí)間或時(shí)間過短，斷開連接會(huì)造成什么問題呢舷礼？

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• 如上圖紅色框框客戶端四次揮手的最后一個(gè) ACK 報(bào)文如果在網(wǎng)絡(luò)中被丟失了鹃彻，此時(shí)如果客戶端 TIME-WAIT 過短或沒有，則就直接進(jìn)入了 CLOSE 狀態(tài)了妻献，那么服務(wù)端則會(huì)一直處在 LASE-ACK 狀態(tài)蛛株。

• 當(dāng)客戶端發(fā)起建立連接的 SYN 請(qǐng)求報(bào)文后，服務(wù)端會(huì)發(fā)送 RST 報(bào)文給客戶端育拨，連接建立的過程就會(huì)被終止谨履。

如果 TIME-WAIT 等待足夠長的情況就會(huì)遇到兩種情況：

• 服務(wù)端正常收到四次揮手的最后一個(gè) ACK 報(bào)文，則服務(wù)端正常關(guān)閉連接熬丧。

• 服務(wù)端沒有收到四次揮手的最后一個(gè) ACK 報(bào)文時(shí)笋粟，則會(huì)重發(fā) FIN 關(guān)閉連接報(bào)文并等待新的 ACK 報(bào)文。

所以客戶端在 TIME-WAIT 狀態(tài)等待 2MSL 時(shí)間后析蝴，就可以保證雙方的連接都可以正常的關(guān)閉害捕。

TIME_WAIT 過多有什么危害？

如果服務(wù)器有處于 TIME-WAIT 狀態(tài)的 TCP闷畸，則說明是由服務(wù)器方主動(dòng)發(fā)起的斷開請(qǐng)求尝盼。

過多的 TIME-WAIT 狀態(tài)主要的危害有兩種：

第一是內(nèi)存資源占用；

第二是對(duì)端口資源的占用佑菩，一個(gè) TCP 連接至少消耗一個(gè)本地端口盾沫；

第二個(gè)危害是會(huì)造成嚴(yán)重的后果的裁赠，要知道，端口資源也是有限的疮跑，一般可以開啟的端口為 32768～61000组贺，也可以通過如下參數(shù)設(shè)置指定

net.ipv4.ip_local_port_range
如果服務(wù)端 TIME_WAIT 狀態(tài)過多，占滿了所有端口資源祖娘，則會(huì)導(dǎo)致無法創(chuàng)建新連接。

如何優(yōu)化 TIME_WAIT啊奄？

這里給出優(yōu)化 TIME-WAIT 的幾個(gè)方式渐苏，都是有利有弊：

打開 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 選項(xiàng)；

net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

程序中使用 SO_LINGER 菇夸，應(yīng)用強(qiáng)制使用 RST 關(guān)閉琼富。

方式一：net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps

如下的 Linux 內(nèi)核參數(shù)開啟后，則可以復(fù)用處于 TIME_WAIT 的 socket 為新的連接所用庄新。

net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1
使用這個(gè)選項(xiàng)鞠眉，還有一個(gè)前提，需要打開對(duì) TCP 時(shí)間戳的支持择诈，即

net.ipv4.tcp_timestamps=1（默認(rèn)即為 1）
這個(gè)時(shí)間戳的字段是在 TCP 頭部的「選項(xiàng)」里械蹋，用于記錄 TCP 發(fā)送方的當(dāng)前時(shí)間戳和從對(duì)端接收到的最新時(shí)間戳。

由于引入了時(shí)間戳羞芍，我們?cè)谇懊嫣岬降?2MSL 問題就不復(fù)存在了哗戈，因?yàn)橹貜?fù)的數(shù)據(jù)包會(huì)因?yàn)闀r(shí)間戳過期被自然丟棄。

溫馨提醒：net.ipv4.tcp_tw_reuse要慎用荷科，因?yàn)槭褂昧怂捅厝灰蜷_時(shí)間戳的支持 net.ipv4.tcp_timestamps唯咬，當(dāng)客戶端與服務(wù)端主機(jī)時(shí)間不同步時(shí)，客戶端的發(fā)送的消息會(huì)被直接拒絕掉畏浆。敖丙在工作中就遇到過胆胰。。刻获。排查了非常的久

方式二：net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

這個(gè)值默認(rèn)為 18000蜀涨，當(dāng)系統(tǒng)中處于 TIME_WAIT 的連接一旦超過這個(gè)值時(shí)，系統(tǒng)就會(huì)將所有的 TIME_WAIT 連接狀態(tài)重置将鸵。

這個(gè)方法過于暴力勉盅，而且治標(biāo)不治本，帶來的問題遠(yuǎn)比解決的問題多顶掉，不推薦使用草娜。

方式三：程序中使用 SO_LINGER

我們可以通過設(shè)置 socket 選項(xiàng)，來設(shè)置調(diào)用 close 關(guān)閉連接行為痒筒。

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));
如果l_onoff為非 0宰闰， 且l_linger值為 0茬贵，那么調(diào)用close后，會(huì)立該發(fā)送一個(gè)RST標(biāo)志給對(duì)端移袍，該 TCP 連接將跳過四次揮手解藻，也就跳過了TIME_WAIT狀態(tài)，直接關(guān)閉葡盗。

但這為跨越TIME_WAIT狀態(tài)提供了一個(gè)可能螟左，不過是一個(gè)非常危險(xiǎn)的行為，不值得提倡觅够。

如果已經(jīng)建立了連接胶背，但是客戶端突然出現(xiàn)故障了怎么辦？

TCP 有一個(gè)機(jī)制是贝龋活機(jī)制钳吟。這個(gè)機(jī)制的原理是這樣的：

定義一個(gè)時(shí)間段，在這個(gè)時(shí)間段內(nèi)窘拯，如果沒有任何連接相關(guān)的活動(dòng)红且，TCP 保活機(jī)制會(huì)開始作用涤姊，每隔一個(gè)時(shí)間間隔暇番，發(fā)送一個(gè)探測(cè)報(bào)文，該探測(cè)報(bào)文包含的數(shù)據(jù)非常少砂轻，如果連續(xù)幾個(gè)探測(cè)報(bào)文都沒有得到響應(yīng)奔誓，則認(rèn)為當(dāng)前的 TCP 連接已經(jīng)死亡，系統(tǒng)內(nèi)核將錯(cuò)誤信息通知給上層應(yīng)用程序搔涝。

在 Linux 內(nèi)核可以有對(duì)應(yīng)的參數(shù)可以設(shè)置背梗活時(shí)間、弊剩活探測(cè)的次數(shù)蜕煌、保活探測(cè)的時(shí)間間隔诬留，以下都為默認(rèn)值：

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

tcp_keepalive_time=7200：表示毙奔停活時(shí)間是 7200 秒（2小時(shí)），也就 2 小時(shí)內(nèi)如果沒有任何連接相關(guān)的活動(dòng)文兑，則會(huì)啟動(dòng)焙懈眨活機(jī)制

tcp_keepalive_intvl=75：表示每次檢測(cè)間隔 75 秒；

tcp_keepalive_probes=9：表示檢測(cè) 9 次無響應(yīng)绿贞，認(rèn)為對(duì)方是不可達(dá)的因块，從而中斷本次的連接。

也就是說在 Linux 系統(tǒng)中籍铁，最少需要經(jīng)過 2 小時(shí) 11 分 15 秒才可以發(fā)現(xiàn)一個(gè)「死亡」連接涡上。

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這個(gè)時(shí)間是有點(diǎn)長的趾断，我們也可以根據(jù)實(shí)際的需求，對(duì)以上的狈岳ⅲ活相關(guān)的參數(shù)進(jìn)行設(shè)置芋酌。

如果開啟了 TCP 保活雁佳，需要考慮以下幾種情況：

第一種脐帝，對(duì)端程序是正常工作的。當(dāng) TCP 备蚀活的探測(cè)報(bào)文發(fā)送給對(duì)端, 對(duì)端會(huì)正常響應(yīng)腮恩，這樣 TCP 保活時(shí)間會(huì)被重置温兼，等待下一個(gè) TCP 保活時(shí)間的到來武契。

第二種募判，對(duì)端程序崩潰并重啟。當(dāng) TCP 敝渌簦活的探測(cè)報(bào)文發(fā)送給對(duì)端后另凌，對(duì)端是可以響應(yīng)的鳖昌，但由于沒有該連接的有效信息，會(huì)產(chǎn)生一個(gè) RST 報(bào)文，這樣很快就會(huì)發(fā)現(xiàn) TCP 連接已經(jīng)被重置得院。

第三種，是對(duì)端程序崩潰褪储，或?qū)Χ擞捎谄渌驅(qū)е聢?bào)文不可達(dá)疗韵。當(dāng) TCP 保活的探測(cè)報(bào)文發(fā)送給對(duì)端后李命，石沉大海登淘，沒有響應(yīng)，連續(xù)幾次封字，達(dá)到鼻荩活探測(cè)次數(shù)后，TCP 會(huì)報(bào)告該 TCP 連接已經(jīng)死亡阔籽。

Socket 編程

針對(duì) TCP 應(yīng)該如何 Socket 編程流妻？

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• 服務(wù)端和客戶端初始化 socket，得到文件描述符笆制；

• 服務(wù)端調(diào)用 bind绅这，將綁定在 IP 地址和端口;

• 服務(wù)端調(diào)用 listen，進(jìn)行監(jiān)聽项贺；

• 服務(wù)端調(diào)用 accept君躺，等待客戶端連接峭判；

• 客戶端調(diào)用 connect，向服務(wù)器端的地址和端口發(fā)起連接請(qǐng)求棕叫；

• 服務(wù)端 accept 返回用于傳輸?shù)?socket 的文件描述符林螃；

• 客戶端調(diào)用 write 寫入數(shù)據(jù)；服務(wù)端調(diào)用 read 讀取數(shù)據(jù)俺泣；

• 客戶端斷開連接時(shí)疗认，會(huì)調(diào)用 close，那么服務(wù)端 read 讀取數(shù)據(jù)的時(shí)候伏钠，就會(huì)讀取到了 EOF横漏，待處理完數(shù)據(jù)后，服務(wù)端調(diào)用 close熟掂，表示連接關(guān)閉缎浇。

這里需要注意的是，服務(wù)端調(diào)用 accept 時(shí)赴肚，連接成功了會(huì)返回一個(gè)已完成連接的 socket素跺，后續(xù)用來傳輸數(shù)據(jù)。

所以誉券，監(jiān)聽的 socket 和真正用來傳送數(shù)據(jù)的 socket指厌，是「兩個(gè)」 socket，一個(gè)叫作監(jiān)聽 socket踊跟，一個(gè)叫作已完成連接 socket踩验。

成功連接建立之后，雙方開始通過 read 和 write 函數(shù)來讀寫數(shù)據(jù)商玫，就像往一個(gè)文件流里面寫東西一樣箕憾。

listen 時(shí)候參數(shù) backlog 的意義？

Linux內(nèi)核中會(huì)維護(hù)兩個(gè)隊(duì)列：

• 未完成連接隊(duì)列（SYN 隊(duì)列）：接收到一個(gè) SYN 建立連接請(qǐng)求决帖，處于 SYN_RCVD 狀態(tài)厕九；

• 已完成連接隊(duì)列（Accpet 隊(duì)列）：已完成 TCP 三次握手過程，處于 ESTABLISHED 狀態(tài)地回；

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int listen (int socketfd, int backlog)

• 參數(shù)一 socketfd 為 socketfd 文件描述符

• 參數(shù)二 backlog扁远，這參數(shù)在歷史有一定的變化

在早期 Linux 內(nèi)核 backlog 是 SYN 隊(duì)列大小，也就是未完成的隊(duì)列大小刻像。

在 Linux 內(nèi)核 2.2 之后畅买，backlog 變成 accept 隊(duì)列，也就是已完成連接建立的隊(duì)列長度细睡，所以現(xiàn)在通常認(rèn)為 backlog 是 accept 隊(duì)列谷羞。

accept 發(fā)送在三次握手的哪一步？
我們先看看客戶端連接服務(wù)端時(shí)，發(fā)送了什么湃缎？

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• 客戶端的協(xié)議棧向服務(wù)器端發(fā)送了 SYN 包犀填，并告訴服務(wù)器端當(dāng)前發(fā)送序列號(hào) client_isn，客戶端進(jìn)入 SYNC_SENT 狀態(tài)嗓违；

• 服務(wù)器端的協(xié)議棧收到這個(gè)包之后九巡，和客戶端進(jìn)行 ACK 應(yīng)答，應(yīng)答的值為 client_isn+1蹂季，表示對(duì) SYN 包 client_isn 的確認(rèn)冕广，同時(shí)服務(wù)器也發(fā)送一個(gè) SYN 包，告訴客戶端當(dāng)前我的發(fā)送序列號(hào)為 server_isn偿洁，服務(wù)器端進(jìn)入 SYNC_RCVD 狀態(tài)撒汉；

• 客戶端協(xié)議棧收到 ACK 之后，使得應(yīng)用程序從 connect 調(diào)用返回涕滋，表示客戶端到服務(wù)器端的單向連接建立成功睬辐，客戶端的狀態(tài)為 ESTABLISHED，同時(shí)客戶端協(xié)議棧也會(huì)對(duì)服務(wù)器端的 SYN 包進(jìn)行應(yīng)答宾肺，應(yīng)答數(shù)據(jù)為 server_isn+1溉委；

• 應(yīng)答包到達(dá)服務(wù)器端后，服務(wù)器端協(xié)議棧使得 accept 阻塞調(diào)用返回爱榕，這個(gè)時(shí)候服務(wù)器端到客戶端的單向連接也建立成功，服務(wù)器端也進(jìn)入 ESTABLISHED 狀態(tài)坡慌。

從上面的描述過程黔酥，我們可以得知客戶端 connect 成功返回是在第二次握手，服務(wù)端 accept 成功返回是在三次握手成功之后洪橘。

客戶端調(diào)用 close 了跪者，連接是斷開的流程是什么？

我們看看客戶端主動(dòng)調(diào)用了 close熄求，會(huì)發(fā)生什么渣玲？

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• 客戶端調(diào)用 close，表明客戶端沒有數(shù)據(jù)需要發(fā)送了弟晚，則此時(shí)會(huì)向服務(wù)端發(fā)送 FIN 報(bào)文忘衍，進(jìn)入 FIN_WAIT_1 狀態(tài)；

• 服務(wù)端接收到了 FIN 報(bào)文卿城，TCP 協(xié)議棧會(huì)為 FIN 包插入一個(gè)文件結(jié)束符 EOF 到接收緩沖區(qū)中枚钓，應(yīng)用程序可以通過 read 調(diào)用來感知這個(gè) FIN 包。這個(gè) EOF 會(huì)被放在已排隊(duì)等候的其他已接收的數(shù)據(jù)之后瑟押，這就意味著服務(wù)端需要處理這種異常情況搀捷，因?yàn)?EOF 表示在該連接上再無額外數(shù)據(jù)到達(dá)。此時(shí)多望，服務(wù)端進(jìn)入 CLOSE_WAIT 狀態(tài)嫩舟；

• 接著氢烘，當(dāng)處理完數(shù)據(jù)后，自然就會(huì)讀到 EOF家厌，于是也調(diào)用 close 關(guān)閉它的套接字播玖，這會(huì)使得會(huì)發(fā)出一個(gè) FIN 包，之后處于 LAST_ACK 狀態(tài)像街；

• 客戶端接收到服務(wù)端的 FIN 包黎棠，并發(fā)送 ACK 確認(rèn)包給服務(wù)端，此時(shí)客戶端將進(jìn)入 TIME_WAIT 狀態(tài)镰绎；

• 服務(wù)端收到 ACK 確認(rèn)包后脓斩，就進(jìn)入了最后的 CLOSE 狀態(tài)；

• 客戶端進(jìn)過 2MSL 時(shí)間之后畴栖，也進(jìn)入 CLOSED 狀態(tài)随静；