TCP三次握手和四次握手-创新互联
TCP
TCP，提供面向连接的服务，在传送数据之前必须先建立连接，数据传送完成后要释放连接。因此，TCP是一种可靠的运输服务，但是正因为这样，不可避免的增加了许多的开销，比如确认，流量控制等。对应的应用层协议主要有SMTP，Telnet，HTTP，FTP等。TCP报文首部
源端口和目的端口
计算机上的进程要和其他进程通信是要通过计算机端口的，而一个计算机端口某个时刻只能被一个进程占用，所以通过指定源端口和目标端口，就可以知道是哪两个进程需要通信。源端口、目标端口是用16位表示的，可推算计算机的端口个数为2^16个
序号
占4个字节，表示本报文段所发送数据的第一个字节的编号。在TCP连接中所传送的字节流的每一个字节都会按顺序编号。由于序列号由32位表示，所以每2^32个字节，就会出现序列号回绕，再次从 0 开始
例如，一段报文的序号字段值是 301 ，而携带的数据共有100字段，显然下一个报文段（如果还有的话）的数据序号应该从401开始；
确认号
占4个字节，是期望收到对方下一个报文的第一个数据字节的序号
例如，B收到了A发送过来的报文，其序列号字段是501，而数据长度是200字节，这表明B正确的收到了A发送的到序号700为止的数据。因此，B期望收到A的下一个数据序号是701，于是B在发送给A的确认报文段中把确认号置为701
数据偏移
占4位，它指出TCP报文的数据距离TCP报文段的起始处有多远
保留
占6位，保留今后使用，但目前应都为0
紧急指针URG
当URG=1，表明紧急指针字段有效。告诉系统此报文段中有紧急数据
确认ACK
仅当ACK=1时，确认号字段才有效。TCP规定，在连接建立后所有报文的传输都必须把ACK置1
推送PSH
当两个应用进程进行交互式通信时，有时在一端的应用进程希望在键入一个命令后立即就能收到对方的响应，这时候就将PSH=1
复位RST
当RST=1，表明TCP连接中出现严重差错，必须释放连接，然后再重新建立连接
同步SYN
在连接建立时用来同步序号。当SYN=1，ACK=0，表明是连接请求报文，若同意连接，则响应报文中应该使SYN=1，ACK=1
终止FIN
用来释放连接。当FIN=1，表明此报文的发送方的数据已经发送完毕，并且要求释放
窗口
占2字节，表示现在允许对方发送的数据量，也就是告诉对方，从本报文段的确认号开始允许对方发送的数据量，达到此值，需要ACK确认后才能再继续传送后面数据
检验和
占2字节，校验首部和数据这两部分，提供额外的可靠性
紧急指针
占2字节，指出本报文段中的紧急数据的字节数
选项
其大长度可根据TCP首部长度进行推算。 TCP首部长度用4位表示，选项部分最长为：(2^4-1)*4-20=40字节
TCP三次握手
最开始的时候 客户端A 和 服务器B 都是处于CLOSED状态。主动打开连接的为客户端，被动打开连接的是服务端
- TCP服务器B 进程先创建传输控制块TCB，时刻准备接受客户A 进程的连接请求，此时 服务器B 就进入了LISTEN（收听）状态;
- TCP客户A 进程也是先创建传输控制块TCB，然后向服务器B 发出连接请求报文，这是报文首部中的同部位SYN=1，同时选择一个初始序列号 seq=x ，此时，TCP客户端A 进程进入了 SYN-SENT（同步已发送）状态。TCP规定，SYN报文段（SYN=1的报文段）不能携带数据，但需要消耗掉一个序号。
- TCP服务器B 收到请求报文后，如果同意连接，则发出确认报文。确认报文中应该 ACK=1，SYN=1，确认号是ack=x+1，同时也要为自己初始化一个序列号 seq=y，此时，TCP服务器B 进程进入了SYN-RCVD（同步收到）状态。这个报文也不能携带数据，但是同样要消耗一个序号。
- TCP客户A 进程收到确认后，还要向服务器B 给出确认。确认报文的ACK=1，ack=y+1，自己的序列号seq=x+1，此时，TCP连接建立，客户端A 进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。
- 当服务器B 收到客户端A 的确认后也进入ESTABLISHED（已建立连接）状态，此后双方就可以开始通信了。
为什么TCP客户端A最后还要发送一次确认呢？
主要是防止已经失效的链接请求报文突然又传送到了服务器B，从而产生错误。
为什么要三次握手，而不是两次握手呢？
如果使用两次握手建立连接，客户端A 发送了第一个请求连接并且没有丢失，只是因为在网络结点中滞留时间过长，由于TCP的客户端A 此次没有收到确认的报文，以为服务器B 没有收到，此时重新向服务器B 发送这条报文，此后客户端A 和服务器B 经过两次握手完成了连接欸，传输数据，然后关闭连接。此时此前滞留的那一次请求连接，网络通畅了到达了服务器B ，这个报文本该是失效的，但是，两次握手的机制将会让客户端A 和服务器B 再次建立连接，这将导致不必要的错误和资源的浪费。
如果采用的是三次握手，就算是那一次失效的报文传送过来了，服务端B 接受到了那条失效报文并且回复了确认报文，但是客户端A 不会再次发出确认。由于服务器B 收不到确认，就知道客户端A 并没有请求连接。
TCP四次握手
数据传输完毕后，双方都可释放连接。最开始的时候，客户端A 和服务器B 都是处于ESTABLISHED（建立）状态，然后客户端A 主动关闭，服务器B 被动关闭
- 客户端A 进程发出连接释放报文，并且停止发送数据。释放数据报文首部，FIN=1，其序列号为seq=u（等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1），此时，客户端A 进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态。 TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也要消耗一个序号。
- 服务器B 收到连接释放报文，发出确认报文，ACK=1，ack=u+1，并且带上自己的序列号seq=v，此时，服务端B 就进入了CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器B 通知高层的应用进程，客户端A 向服务器B 的方向就释放了，这时候处于半关闭状态，即客户端A 已经没有数据要发送了，但是服务器B 若发送数据，客户端A 依然要接受。这个状态还要持续一段时间，也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。
- 客户端A 收到服务器B 的确认请求后，此时，客户端A 就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待服务器B 发送连接释放报文（在这之前还需要接受服务器B 发送的最后的数据）。
- 服务器B 将最后的数据发送完毕后，就向客户端A 发送连接释放报文，FIN=1，ack=u+1，由于在半关闭状态，服务器B 很可能又发送了一些数据，假定此时的序列号为seq=w，此时，服务器B 就进入了LAST-ACK（最后确认）状态，等待客户端A 的确认。
- 客户端A 收到服务器B 的连接释放报文后，必须发出确认，ACK=1，ack=w+1，而自己的序列号是seq=u+1，此时，客户端A 就进入了TIME-WAIT（时间等待）状态。注意此时TCP连接还没有释放，必须经过2∗ *∗MSL（最长报文段寿命）的时间后，当客户端A 撤销相应的TCB后，才进入CLOSED状态。
- 服务器B 只要收到了客户端A 发出的确认，立即进入CLOSED状态。同样，撤销TCB后，就结束了这次的TCP连接。可以看到，服务器B 结束TCP连接的时间要比客户端A 早一些。
为什么客户端A最后还要等待2MSL呢？
- 保证客户端A 发送的最后一个ACK报文能够到达服务器B，因为这个ACK报文可能丢失，站在服务器B 的角度看来，我已经发送了FIN+ACK报文请求断开了，客户端A 还没有给我回应，应该是我发送的请求断开报文它没有收到，于是服务器B 又会重新发送一次，而客户端A 就能在这个2MSL时间段内收到这个重传的报文，接着给出回应报文，并且会重启2MSL计时器。
- 防止类似与“三次握手”中提到了的“已经失效的连接请求报文段”出现在本连接中。客户端A 发送完最后一个确认报文后，在这个2MSL时间中，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样新的连接中不会出现旧连接的请求报文。
为什么建立连接是三次握手，关闭连接确是四次挥手呢？
建立连接的时候， 服务器B 在LISTEN状态下，收到建立连接请求的SYN报文后，把ACK和SYN放在一个报文里发送给客户端A。
而关闭连接时，服务器B 收到对方的FIN报文时，仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据，而自己也未必全部数据都发送给对方了，所以己方可以立即关闭，也可以发送一些数据给对方后，再发送FIN报文给对方来表示同意现在关闭连接，因此，己方ACK和FIN一般都会分开发送，从而导致多了一次。
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