位置 center 下載 服務器端 沒有 ctrl+c 有效 網絡協議 為我

相對於SOCKET開發者,TCP創建過程和鏈接折除過程是由TCP/IP協議棧自動創建的.因此開發者並不需要控制這個過程.但是對於理解TCP底層運作機制,相當有幫助.

而且對於有網絡協議工程師之類筆試,幾乎是必考的內容.企業對這個問題熱情之高,出乎我的意料：-）。有時上午面試前強調這個問題，並重復講一次，下午幾乎每一個人都被問到這個問題。

因此在這裏詳細解釋一下這兩個過程。

TCP三次握手

所謂三次握手(Three-way Handshake)，是指建立一個TCP連接時，需要客戶端和服務器總共發送3個包。

三次握手的目的是連接服務器指定端口，建立TCP連接,並同步連接雙方的序列號和確認號並交換 TCP 窗口大小信息.在socket編程中，客戶端執行connect()時。將觸發三次握手。

第一次握手:
客戶端發送一個TCP的SYN標誌位置1的包指明客戶打算連接的服務器的端口，以及初始序號X,保存在包頭的序列號(Sequence Number)字段裏。

第二次握手:
服務器發回確認包(ACK)應答。即SYN標誌位和ACK標誌位均為1同時，將確認序號(Acknowledgement Number)設置為客戶的I S N加1以.即X+1。

第三次握手.
客戶端再次發送確認包(ACK) SYN標誌位為0,ACK標誌位為1.並且把服務器發來ACK的序號字段+1,放在確定字段中發送給對方.並且在數據段放寫ISN的+1

SYN攻擊
在三次握手過程中，服務器發送SYN-ACK之後，收到客戶端的ACK之前的TCP連接稱為半連接(half-open connect).此時服務器處於Syn_RECV狀態.當收到ACK後，服務器轉入ESTABLISHED狀態.
Syn攻擊就是 攻擊客戶端 在短時間內偽造大量不存在的IP地址，向服務器不斷地發送syn包，服務器回復確認包，並等待客戶的確認，由於源地址是不存在的，服務器需要不斷的重發直 至超時，這些偽造的SYN包將長時間占用未連接隊列，正常的SYN請求被丟棄，目標系統運行緩慢，嚴重者引起網絡堵塞甚至系統癱瘓。
Syn攻擊是一個典型的DDOS攻擊。檢測SYN攻擊非常的方便，當你在服務器上看到大量的半連接狀態時，特別是源IP地址是隨機的，基本上可以斷定這是一次SYN攻擊.在Linux下可以如下命令檢測是否被Syn攻擊
netstat -n -p TCP | grep SYN_RECV
一般較新的TCP/IP協議棧都對這一過程進行修正來防範Syn攻擊，修改tcp協議實現。主要方法有SynAttackProtect保護機制、SYN cookies技術、增加最大半連接和縮短超時時間等.
但是不能完全防範syn攻擊。
TCP 四次揮手

TCP的連接的拆除需要發送四個包，因此稱為四次揮手(four-way handshake)。客戶端或服務器均可主動發起揮手動作，在socket編程中，任何一方執行close()操作即可產生揮手操作。

參見wireshark抓包，實測的抓包結果並沒有嚴格按揮手時序。我估計是時間間隔太短造成。
註意上面的字段標號地段和發送接收的內容序號，可能有個有錯，記不住哪個了，後頭要細看看

第二部分：補充tcp連接過程

在TCP/IP協議中，TCP協議提供可靠的連接服務，采用三次握手建立一個連接，如圖1所示。

(1) 第一次握手：建立連接時，客戶端A發送SYN包(SYN=j)到服務器B，並進入SYN_SEND狀態，等待服務器B確認。

(2) 第二次握手：服務器B收到SYN包，必須確認客戶A的SYN(ACK=j+1)，同時自己也發送一個SYN包(SYN=k)，即SYN+ACK包，此時服務器B進入SYN_RECV狀態。

(3) 第三次握手：客戶端A收到服務器B的SYN＋ACK包，向服務器B發送確認包ACK(ACK=k+1)，此包發送完畢，客戶端A和服務器B進入ESTABLISHED狀態，完成三次握手。

完成三次握手，客戶端與服務器開始傳送數據。

圖1 TCP三次握手建立連接

由於TCP連接是全雙工的，因此每個方向都必須單獨進行關閉。這個原則是當一方完成它的數據發送任務後就能發送一個FIN來終止這個方向的連接。收到一個 FIN只意味著這一方向上沒有數據流動，一個TCP連接在收到一個FIN後仍能發送數據。首先進行關閉的一方將執行主動關閉，而另一方執行被動關閉。

（1）客戶端A發送一個FIN，用來關閉客戶A到服務器B的數據傳送(報文段4)。

（2）服務器B收到這個FIN，它發回一個ACK，確認序號為收到的序號加1(報文段5)。和SYN一樣，一個FIN將占用一個序號。

（3）服務器B關閉與客戶端A的連接，發送一個FIN給客戶端A(報文段6)。

（4）客戶端A發回ACK報文確認，並將確認序號設置為收到序號加1(報文段7)。

TCP采用四次揮手關閉連接如圖2所示。

圖2 TCP四次揮手關閉連接

1．為什麽建立連接協議是三次握手，而關閉連接卻是四次握手呢？

這是因為服務端的LISTEN狀態下的SOCKET當收到SYN報文的連接請求後，它可以把ACK和SYN(ACK起應答作用，而SYN起同步作用)放在一個報文裏來發送。但關閉連接時，當收到對方的FIN報文通知時，它僅僅表示對方沒有數據發送給你了；但未必你所有的數據都全部發送給對方了，所以你可能未必會馬上會關閉SOCKET,也即你可能還需要發送一些數據給對方之後，再發送FIN報文給對方來表示你同意現在可以關閉連接了，所以它這裏的ACK報文和FIN報文多數情況下都是分開發送的。

2．為什麽TIME_WAIT狀態還需要等2MSL後才能返回到CLOSED狀態？

這個問題可以參考《unix 網絡編程》（第三版，2.7 TIME_WAIT狀態）。

TIME_WAIT狀態由兩個存在的理由。

（1）可靠的實現TCP全雙工鏈接的終止。

這是因為雖然雙方都同意關閉連接了，而且握手的4個報文也都協調和發送完畢，按理可以直接回到CLOSED狀態（就好比從SYN_SEND狀態到ESTABLISH狀態那樣）；但是因為我們必須要假想網絡是不可靠的，你無法保證你最後發送的ACK報文會一定被對方收到，因此對方處於LAST_ACK狀態下的SOCKET可能會因為超時未收到ACK報文，而重發FIN報文，所以這個TIME_WAIT狀態的作用就是用來重發可能丟失的ACK報文。

（2）允許老的重復的分節在網絡中消逝。

假 設在12.106.32.254的1500端口和206.168.1.112.219的21端口之間有一個TCP連接。我們關閉這個鏈接，過一段時間後在 相同的IP地址和端口建立另一個連接。後一個鏈接成為前一個的化身。因為它們的IP地址和端口號都相同。TCP必須防止來自某一個連接的老的重復分組在連 接已經終止後再現，從而被誤解成屬於同一鏈接的某一個某一個新的化身。為做到這一點，TCP將不給處於TIME_WAIT狀態的鏈接發起新的化身。既然 TIME_WAIT狀態的持續時間是MSL的2倍，這就足以讓某個方向上的分組最多存活msl秒即被丟棄，另一個方向上的應答最多存活msl秒也被丟棄。 通過實施這個規則，我們就能保證每成功建立一個TCP連接時。來自該鏈接先前化身的重復分組都已經在網絡中消逝了。

3. 為什麽不能用兩次握手進行連接？

我們知道，3次握手完成兩個重要的功能，既要雙方做好發送數據的準備工作(雙方都知道彼此已準備好)，也要允許雙方就初始序列號進行協商，這個序列號在握手過程中被發送和確認。
現在把三次握手改成僅需要兩次握手，死鎖是可能發生的。作為例子，考慮計算機S和C之間的通信，假定C給S發送一個連接請求分組，S收到了這個分組，並發 送了確認應答分組。按照兩次握手的協定，S認為連接已經成功地建立了，可以開始發送數據分組。可是，C在S的應答分組在傳輸中被丟失的情況下，將不知道S 是否已準備好，不知道S建立什麽樣的序列號，C甚至懷疑S是否收到自己的連接請求分組。在這種情況下，C認為連接還未建立成功，將忽略S發來的任何數據分 組，只等待連接確認應答分組。而S在發出的分組超時後，重復發送同樣的分組。這樣就形成了死鎖。

補充：

a. 默認情況下(不改變socket選項)，當你調用close( or closesocket，以下說close不再重復)時，如果發送緩沖中還有數據，TCP會繼續把數據發送完。

b. 發送了FIN只是表示這端不能繼續發送數據(應用層不能再調用send發送)，但是還可以接收數據。

c. 應用層如何知道對端關閉？通常，在最簡單的阻塞模型中，當你調用recv時，如果返回0，則表示對端關閉。在這個時候通常的做法就是也調用close，那麽TCP層就發送FIN，繼續完成四次握手。如果你不調用close，那麽對端就會處於FIN_WAIT_2狀態，而本端則會處於CLOSE_WAIT狀態。這個可以寫代碼試試。

d. 在很多時候，TCP連接的斷開都會由TCP層自動進行，例如你CTRL+C終止你的程序，TCP連接依然會正常關閉，你可以寫代碼試試。

插曲：

特別的TIME_WAIT狀態：

從以上TCP連接關閉的狀態轉換圖可以看出，主動關閉的一方在發送完對對方FIN報文的確認(ACK)報文後，會進入TIME_WAIT狀態。TIME_WAIT狀態也稱為2MSL狀態。

什麽是2MSL？MSL即Maximum Segment Lifetime，也就是報文最大生存時間，引用《TCP/IP詳解》中的話：“它(MSL)是任何報文段被丟棄前在網絡內的最長時間。”那麽，2MSL也就是這個時間的2倍。其實我覺得沒必要把這個MSL的確切含義搞明白，你所需要明白的是，當TCP連接完成四個報文段的交換時，主動關閉的一方將繼續等待一定時間(2-4分鐘)，即使兩端的應用程序結束。你可以寫代碼試試，然後用setstat查看下。

為什麽需要2MSL？根據《TCP/IP詳解》和《The TCP/IP Guide》中的說法，有兩個原因：

其一，保證發送的ACK會成功發送到對方，如何保證？我覺得可能是通過超時計時器發送。這個就很難用代碼演示了。

其二，報文可能會被混淆，意思是說，其他時候的連接可能會被當作本次的連接。直接引用《The TCP/IP Guide》的說法：The second is to provide a “buffering period” between the end of this connection and any subsequent ones. If not for this period, it is possible that packets from different connections could be mixed, creating confusion.

TIME_WAIT狀態所帶來的影響：

當某個連接的一端處於TIME_WAIT狀態時，該連接將不能再被使用。事實上，對於我們比較有現實意義的是，這個端口將不能再被使用。某個端口處於TIME_WAIT狀態(其實應該是這個連接)時，這意味著這個TCP連接並沒有斷開(完全斷開)，那麽，如果你bind這個端口，就會失敗。對於服務器而言，如果服務器突然crash掉了，那麽它將無法再2MSL內重新啟動，因為bind會失敗。解決這個問題的一個方法就是設置socket的SO_REUSEADDR選項。這個選項意味著你可以重用一個地址。

對於TIME_WAIT的插曲：

當建立一個TCP連接時，服務器端會繼續用原有端口監聽，同時用這個端口與客戶端通信。而客戶端默認情況下會使用一個隨機端口與服務器端的監聽端口通信。有時候，為了服務器端的安全性，我們需要對客戶端進行驗證，即限定某個IP某個特定端口的客戶端。客戶端可以使用bind來使用特定的端口。對於服務器端，當設置了SO_REUSEADDR選項時，它可以在2MSL內啟動並listen成功。但是對於客戶端，當使

用bind並設置SO_REUSEADDR時，如果在2MSL內啟動，雖然bind會成功，但是在windows平臺上connect會失敗。而在linux上則不存在這個問題。(我的實驗平臺：winxp, ubuntu7.10)

要解決windows平臺的這個問題，可以設置SO_LINGER選項。SO_LINGER選項決定調用close時TCP的行為。SO_LINGER涉及到linger結構體，如果設置結構體中l_onoff為非0，l_linger為0，那麽調用close時TCP連接會立刻斷開，TCP不會將發送緩沖中未發送的數據發送，而是立即發送一個RST報文給對方，這個時候TCP連接就不會進入TIME_WAIT狀態。如你所見，這樣做雖然解決了問題，但是並不安全。通過以上方式設置SO_LINGER狀態，等同於設置SO_DONTLINGER狀態。

斷開連接時的意外：

這個算不上斷開連接時的意外，當TCP連接發生一些物理上的意外情況時，例如網線斷開，linux上的TCP實現會依然認為該連接有效，而windows則會在一定時間後返回錯誤信息。這似乎可以通過設置SO_KEEPALIVE選項來解決，不過不知道這個選項是否對於所有平臺都有效。

第三部分：常見面試題

• TCP協議和UDP協議的區別是什麽
• TCP協議是有連接的，有連接的意思是開始傳輸實際數據之前TCP的客戶端和服務器端必須通過三次握手建立連接，會話結束之後也要結束連接。而UDP是無連接的
• TCP協議保證數據按序發送，按序到達，提供超時重傳來保證可靠性，但是UDP不保證按序到達，甚至不保證到達，只是努力交付，即便是按序發送的序列，也不保證按序送到。
• TCP協議所需資源多，TCP首部需20個字節（不算可選項），UDP首部字段只需8個字節。
• TCP有流量控制和擁塞控制，UDP沒有，網絡擁堵不會影響發送端的發送速率
• TCP是一對一的連接，而UDP則可以支持一對一，多對多，一對多的通信。
• TCP面向的是字節流的服務，UDP面向的是報文的服務。
• TCP介紹和UDP介紹
• 請詳細介紹一下TCP協議建立連接和終止連接的過程？
• 助於理解的一段話
• 兩幅圖（來源）：
• 建立連接：三次握手
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• 關閉連接：四次揮手
• 
• 三次握手建立連接時，發送方再次發送確認的必要性？
• 主 要是為了防止已失效的連接請求報文段突然又傳到了B,因而產生錯誤。假定出現一種異常情況，即A發出的第一個連接請求報文段並沒有丟失，而是在某些網絡結 點長時間滯留了，一直延遲到連接釋放以後的某個時間才到達B，本來這是一個早已失效的報文段。但B收到此失效的連接請求報文段後，就誤認為是A又發出一次 新的連接請求，於是就向A發出確認報文段，同意建立連接。假定不采用三次握手，那麽只要B發出確認，新的連接就建立了，這樣一直等待A發來數據，B的許多 資源就這樣白白浪費了。
• 四次揮手釋放連接時，等待2MSL的意義？
• 第 一，為了保證A發送的最有一個ACK報文段能夠到達B。這個ACK報文段有可能丟失，因而使處在LAST-ACK狀態的B收不到對已發送的FIN和ACK 報文段的確認。B會超時重傳這個FIN和ACK報文段，而A就能在2MSL時間內收到這個重傳的ACK+FIN報文段。接著A重傳一次確認。
• 第二，就是防止上面提到的已失效的連接請求報文段出現在本連接中，A在發送完最有一個ACK報文段後，再經過2MSL，就可以使本連接持續的時間內所產生的所有報文段都從網絡中消失。

• 常見的應用中有哪些是應用TCP協議的，哪些又是應用UDP協議的，為什麽它們被如此設計？
• 以下應用一般或必須用udp實現？
• 多播的信息一定要用udp實現，因為tcp只支持一對一通信。
• 如果一個應用場景中大多是簡短的信息，適合用udp實現，因為udp是基於報文段的，它直接對上層應用的數據封裝成報文段，然後丟在網絡中，如果信息量太大，會在鏈路層中被分片，影響傳輸效率。
• 如果一個應用場景重性能甚於重完整性和安全性，那麽適合於udp，比如多媒體應用，缺一兩幀不影響用戶體驗，但是需要流媒體到達的速度快，因此比較適合用udp
• 如果要求快速響應，那麽udp聽起來比較合適
• 如果又要利用udp的快速響應優點，又想可靠傳輸，那麽只能考上層應用自己制定規則了。
• 常見的使用udp的例子：ICQ,QQ的聊天模塊。
• 以qq為例的一個說明（轉載自知乎）

登陸采用TCP協議和HTTP協議，你和好友之間發送消息，主要采用UDP協議，內網傳文件采用了P2P技術。總來的說：
1.登陸過程，客戶端client 采用TCP協議向服務器server發送信息，HTTP協議下載信息。登陸之後，會有一個TCP連接來保持在線狀態。
2.和好友發消息，客戶端client采用UDP協議，但是需要通過服務器轉發。騰訊為了確保傳輸消息的可靠，采用上層協議來保證可靠傳輸。如果消息發送失敗，客戶端會提示消息發送失敗，並可重新發送。
3.如果是在內網裏面的兩個客戶端傳文件，QQ采用的是P2P技術，不需要服務器中轉。

TCP三次握手四次揮手詳解