TCP/IP学习（三）TCP连接的建立与终止

先看看TCP的状态变迁图（TCP/IP详解上面的原图，来自Google）

下面就图中涉及到的问题做一些说明。

 

TCP连接的建立与终止

 

下面是TCP连接建立与终止的时候的时序图：

在TCP/IP协议中，TCP协议提供可靠的连接服务，采用三次握手建立一个连接

（1）第一次握手：建立连接时，客户端A发送SYN包（SYN=j）到服务器B，并进入SYN_SEND状态，等待服务器B确认。

（2）第二次握手：服务器B收到SYN包，必须确认客户A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B进入SYN_RECV状态。

（3）第三次握手：客户端A收到服务器B的SYN＋ACK包，向服务器B发送确认包ACK（ACK=k+1），此包发送完毕，客户端A和服务器B进入ESTABLISHED状态，完成三次握手。

 

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。这个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）客户端A发送一个FIN，用来关闭客户A到服务器B的数据传送（报文段4）。

（2）服务器B收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1（报文段5）。和SYN一样，一个FIN将占用一个序号。

（3）服务器B关闭与客户端A的连接，发送一个FIN给客户端A（报文段6）。

（4）客户端A发回ACK报文确认，并将确认序号设置为收到序号加1（报文段7）。

 

最大报文段长度

最大报文段长度（MSS）表示TCP传往另一端的最大数据的长度。当一个连接建立的时候连接的双方都要通告各自的MSS。一般来说如果没有分段发生，MSS还是越大越好。报文段越大允许每个报文段传送的数据就越多，相对IP和TCP首部有更高的网络利用率，对于以太网MSS的值一般为1460。

 

2MSL等待状态

 

TIME_WAIT状态也称为2MSL等待状态。每个具体实现的TCP实现必须选择一个报文段最大生存时间MSL(Maximum Segment Lifetiem).它是任何报文段被丢弃前在网络内的最长时间。对于一个具体的实现所给定的MSL值处理的原则是：当TCP执行一个主动关闭，并发回最后一个ACK，该连接必须在TIME_WAIT状态停留的时间为2倍的MSL。
TIME_WAIT状态存在有两个理由：
（1）可让TCP再次发送最后的ACK以防这个ACK丢失（另一端超时并重发最后的FIN）。
2倍MSL的原因是TIME_WAIT状态的ACK给LASK_ACK状态的时间，还有假设这个ACK丢失，那么LASK_ACK状态需要再次发送一个FIN给TIME_WAIT状态。为什么这个状态特殊呢，因为这个状态是客户端的最后一个状态，这个状态结束后客户端就会让出这个端口，这个连接也就会结束了。如果在接收到FIN客户端进入TIME_WAIT状态并发送ACK后客户端立刻结束，那么可能服务端没有收到ACK，如果这个时候客户端的TIME_WAIT状态结束，即使服务端再次重发FIN也不会有ACK信号了，而是会发送一个RST（服务端口未使用）。
（2）允许老的重复分节在网络中消逝。
在连接处于2MSL等待时，任何迟到的报文段将被丢弃。如果没有这个状态，而且又建立起来一个新的连接，那么上一次连接的重复分组（因为路由故障等原因没有按时到达而重复发送，如果还是原来的连接会丢弃重复分组的）可能在新的连接中再现。为了防止这一点，TCP不给处于TIME_WAIT状态的连接发起新的化身（不能立刻建立新连接）。既然TIME_WAIT状态的持续时间是2MSL，这就足以让某个方向上的分组最多存活MSL秒即被丢弃。

   

平静时间

对于来自某个连接的较早替身的迟到报文段，2MSL等待可防止将他解释成使用相同插口对的新连接的一部分，但这只有在处于2MSL等待连接中的主机处于正常工作状态时才有效。如果使处于2MSL等待端口的主机出现故障，它会在MSL秒内启动，并立即使用这个端口，那么可能在故障前从这个连接发出而迟到的报文段会错误的当作属于重启后新连接的报文段（服务器端没有关闭可能会发送FIN）。为了防止发生这种情况，TCP在重启后MSL内不能建立任何连接，称为平静时间。一般很少的实现遵守这一规则，因为大多数主机重启的时间都比MSL时间长。

 

复位报文段

在下面三种情况下会用到复位报文段
（1）对于UDP当一个数据报到达该端口的时候，该端口没在使用，它将产生一个ICMP端口不可达的信息，而TCP使用复位。
（2）发送一个复位报文段而不是FIN来中途释放一个连接，有时候称为异常释放（abortive release）。异常释放时发送端丢弃任何待发送数据并发送复位报文段。接收RST的一方接收到RST报文段后不会导致另一端产生任何响应，根本不进行确认，收到后终止连接并通知应用层连接复位。
（3）当服务器重新启动的时候，会丢失复位前的所有信息，因此它不知道数据报文段中提到的连接，TCP的处理原则是接收方以复位作为应答。

 

呼入连接请求队列

当操作系统忙的时候，到达多个连接请求，在伯克利的TCP实现中采用以下规则：
（1）正等待连接请求的一端有一个固定长度的连接队列(其实为两个，一个未完成队列，一个已完成队列，后面提到的队列都为已完成队列)，该队列中的连接已被TCP接受（三次握手已经完成），但还没有倍应用层所接收。TCP接受一个连接是将其放入这个队列，而应用层接受连接是将其从该队列中移出。
（2）应用层指出这个队列的最大长度，这个值称为积压值（backlog），积压值说明的是TCP监听的端点已被TCP接受而等待应用层接受的最大连接数，这个积压值对系统所允许的最大连接数或者并发服务器所能并发处理的客户数并无影响。
（3）对于新的连接请求，连接队列中已没有空间，TCP将不理会收到的SYN也不发送任何报文段（即不发回RST）。队列满通常是由于应用程序或操作系统忙造成的，这个条件可能在一个很短时间内可以改变。如果服务器的TCP以复位作为响应，客户进程的主动打开将被废弃（如果服务器程序没有启动就会遇到），由于不应答SYN，服务器程序迫使客户TCP随后重传SYN，以等待连接队列有空间接受新的连接。当时不服务的目的是为了更快的提供服务，因为系统忙这个条件可能很快就消失，可以让客户端在多发送几次连接请求，而比直接让连接复位更好。

监听套接字与已连接套接字

accept的第一参数为监听套接字描述符（由socket创建，随后用作bind和listen的第一个参数的描述符），称它的返回值为已连接套接字描述符。

一个服务器通常仅仅创建一个监听套接字，他在该服务器的生命周期内一直存在。内核为每个由服务器进程接受的客户连接创建一个已连接套接字（TCP的三次握手已经完成），当服务器完成对某个给定客户的服务时，相应的已连接套接字就被关闭。