tcp协议

方舟156
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01 TCP 基本认识

瞧瞧 TCP 头格式

我们先来看看 TCP 头的格式，标注颜色的表示与本文关联比较大的字段，其他字段不做详细阐述。

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TCP 头格式

序列号：(seq)在建立连接时由计算机生成的随机数作为其初始值，通过 SYN 包传给接收端主机，每发送一次数据，服务端「累加」一次该报文段「数据字节数」的大小，作为确认应答号(只有初始建立连接时是加一因为没有实际数据)。用来解决网络包乱序问题。

TCP 连接中，为传送的字节流（数据）中的每一个字节按顺序编号。也就是说，在一次 TCP 连接建立的开始，到 TCP 连接的断开，你要传输的所有数据的每一个字节都要编号。这个序号称为字节序号(序列号)。

序列号不是tcp分段的段号，是报文段中字节的序号。

可以看抓包过程，文中第四张图缺失，1432应该修改为960。

www.cnblogs.com/chenboo/arc…

序列号与确认应答号都是指向字节的，在滑动窗口中，累计确认确认的也是字节号，字节会被分段，一次发送多个字节出去，如果丢失，整体丢失，如果接收，则整体被接收。

确认应答号：(ack)指下一次「期望」收到的数据的序列号，发送端收到这个确认应答以后可以认为在这个序号以前的数据都已经被正常接收。用来解决不丢包的问题。

控制位：

  • ACK：该位为 1 时，「确认应答」的字段变为有效，TCP 规定除了最初建立连接时的 SYN 包之外该位必须设置为 1 。
  • RST：该位为 1 时，表示 TCP 连接中出现异常必须强制断开连接。
  • SYN：该位为 1 时，表示希望建立连接，并在其「序列号」的字段进行序列号初始值的设定。
  • FIN：该位为 1 时，表示今后不会再有数据发送，希望断开连接。当通信结束希望断开连接时，通信双方的主机之间就可以相互交换 FIN 位置为 1 的 TCP 段。

为什么需要 TCP 协议？TCP 工作在哪一层？

IP 层是「不可靠」的，它不保证网络包的交付、不保证网络包的按序交付、也不保证网络包中的数据的完整性。

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OSI 参考模型与 TCP/IP 的关系

如果需要保障网络数据包的可靠性，那么就需要由上层（传输层）的 TCP 协议来负责。

因为 TCP 是一个工作在传输层的可靠数据传输的服务，它能确保接收端接收的网络包是无损坏、无间隔、非冗余和按序的。

什么是 TCP ？

TCP 是面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议。

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  • 面向连接：一定是「一对一」才能连接，不能像 UDP 协议 可以一个主机同时向多个主机发送消息，也就是一对多是无法做到的；
  • 可靠的：无论的网络链路中出现了怎样的链路变化，TCP 都可以保证一个报文一定能够到达接收端；
  • 字节流：消息是「没有边界」的，所以无论我们消息有多大都可以进行传输。并且消息是「有序的」，当「前一个」消息没有收到的时候，即使它先收到了后面的字节已经收到，那么也不能扔给应用层去处理，同时对「重复」的报文会自动丢弃。

什么是 TCP 连接？

我们来看看 RFC 793 是如何定义「连接」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.

简单来说就是，用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息，这些信息的组合，包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。

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所以我们可以知道，建立一个 TCP 连接是需要客户端与服务器端达成上述三个信息的共识。

  • Socket：由 IP 地址和端口号组成
  • 序列号：用来解决乱序问题等
  • 窗口大小：用来做流量控制

如何唯一确定一个 TCP 连接呢？

TCP 四元组可以唯一的确定一个连接，四元组包括如下：

  • 源地址
  • 源端口
  • 目的地址
  • 目的端口

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TCP 四元组

源地址和目的地址的字段（32位）是在 IP 头部中，作用是通过 IP 协议发送报文给对方主机。

源端口和目的端口的字段（16位）是在 TCP 头部中，作用是告诉 TCP 协议应该把报文发给哪个进程。

有一个 IP 的服务器监听了一个端口，它的 TCP 的最大连接数是多少？

服务器通常固定在某个本地端口上监听，等待客户端的连接请求。

因此，客户端 IP 和 端口是可变的，其理论值计算公式如下:

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对 IPv4，客户端的 IP 数最多为 2 的 32 次方，客户端的端口数最多为 2 的 16 次方，也就是服务端单机最大 TCP 连接数，约为 2 的 48 次方。

当然，服务端最大并发 TCP 连接数远不能达到理论上限。

  • 首先主要是文件描述符限制，Socket 都是文件，所以首先要通过 ulimit 配置文件描述符的数目；
  • 另一个是内存限制，每个 TCP 连接都要占用一定内存，操作系统是有限的。

UDP 和 TCP 有什么区别呢？分别的应用场景是？

UDP 不提供复杂的控制机制，利用 IP 提供面向「无连接」的通信服务。

UDP 协议真的非常简，头部只有 8 个字节（ 64 位），UDP 的头部格式如下：

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UDP 头部格式

  • 目标和源端口：主要是告诉 UDP 协议应该把报文发给哪个进程。
  • 包长度：该字段保存了 UDP 首部的长度跟数据的长度之和。
  • 校验和：校验和是为了提供可靠的 UDP 首部和数据而设计。

TCP 和 UDP 区别：

1. 连接

  • TCP 是面向连接的传输层协议，传输数据前先要建立连接。
  • UDP 是不需要连接，即刻传输数据。

2. 服务对象

  • TCP 是一对一的两点服务，即一条连接只有两个端点。
  • UDP 支持一对一、一对多、多对多的交互通信

3. 可靠性

  • TCP 是可靠交付数据的，数据可以无差错、不丢失、不重复、按需到达。
  • UDP 是尽最大努力交付，不保证可靠交付数据。

4. 拥塞控制、流量控制

  • TCP 有拥塞控制和流量控制机制，保证数据传输的安全性。
  • UDP 则没有，即使网络非常拥堵了，也不会影响 UDP 的发送速率。

5. 首部开销

  • TCP 首部长度较长，会有一定的开销，首部在没有使用「选项」字段时是 20 个字节，如果使用了「选项」字段则会变长的。
  • UDP 首部只有 8 个字节，并且是固定不变的，开销较小。

TCP 和 UDP 应用场景：

由于 TCP 是面向连接，能保证数据的可靠性交付，因此经常用于：

  • FTP 文件传输
  • HTTP / HTTPS

由于 UDP 面向无连接，它可以随时发送数据，再加上UDP本身的处理既简单又高效，因此经常用于：

  • 包总量较少的通信，如 DNS 、SNMP 等
  • 视频、音频等多媒体通信
  • 广播通信

为什么 UDP 头部没有「首部长度」字段，而 TCP 头部有「首部长度」字段呢？

原因是 TCP 有可变长的「选项」字段，而 UDP 头部长度则是不会变化的，无需多一个字段去记录 UDP 的首部长度。

为什么 UDP 头部有「包长度」字段，而 TCP 头部则没有「包长度」字段呢？

先说说 TCP 是如何计算负载数据长度：

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其中 IP 总长度 和 IP 首部长度，在 IP 首部格式是已知的。TCP 首部长度，则是在 TCP 首部格式已知的，所以就可以求得 TCP 数据的长度。

大家这时就奇怪了问：“ UDP 也是基于 IP 层的呀，那 UDP 的数据长度也可以通过这个公式计算呀？为何还要有「包长度」呢？”

这么一问，确实感觉 UDP 「包长度」是冗余的。

因为为了网络设备硬件设计和处理方便，首部长度需要是 4字节的整数倍。

如果去掉 UDP 「包长度」字段，那 UDP 首部长度就不是 4 字节的整数倍了，所以小林觉得这可能是为了补全 UDP 首部长度是 4 字节的整数倍，才补充了「包长度」字段。

02 TCP 连接建立

TCP 三次握手过程和状态变迁

TCP 是面向连接的协议，所以使用 TCP 前必须先建立连接，而建立连接是通过三次握手而进行的。

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TCP 三次握手

  • 一开始，客户端和服务端都处于 CLOSED 状态。先是服务端主动监听某个端口，处于 LISTEN 状态

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第一个报文—— SYN 报文

  • 客户端会随机初始化序号（client_isn），将此序号置于 TCP 首部的「序号」字段中，同时把 SYN 标志位置为 1 ，表示 SYN 报文。接着把第一个 SYN 报文发送给服务端，表示向服务端发起连接，该报文不包含应用层数据，之后客户端处于 SYN-SENT 状态。

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第二个报文 —— SYN + ACK 报文

  • 服务端收到客户端的 SYN 报文后，首先服务端也随机初始化自己的序号（server_isn），将此序号填入 TCP 首部的「序号」字段中，其次把 TCP 首部的「确认应答号」字段填入 client_isn + 1, 接着把 SYN 和 ACK 标志位置为 1。最后把该报文发给客户端，该报文也不包含应用层数据，之后服务端处于 SYN-RCVD 状态。

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第三个报文 —— ACK 报文

  • 客户端收到服务端报文后，还要向服务端回应最后一个应答报文，首先该应答报文 TCP 首部 ACK 标志位置为 1 ，其次「确认应答号」字段填入 server_isn + 1 ，最后把报文发送给服务端，这次报文可以携带客户到服务器的数据，之后客户端处于 ESTABLISHED 状态。
  • 服务器收到客户端的应答报文后，也进入 ESTABLISHED 状态。

从上面的过程可以发现第三次握手是可以携带数据的，前两次握手是不可以携带数据的，这也是面试常问的题。

一旦完成三次握手，双方都处于 ESTABLISHED 状态，此致连接就已建立完成，客户端和服务端就可以相互发送数据了。

为什么是三次握手？不是两次、四次？

我们来看看 RFC 793 指出的 TCP 连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.

简单来说，三次握手的首要原因是为了防止旧的重复连接初始化造成混乱。

在谢希仁著《计算机网络》第四版中讲“三次握手”的目的是“为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了服务端，因而产生错误”。

“已失效的连接请求报文段”的产生在这样一种情况下：client发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某个网络结点长时间的滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达server。本来这是一个早已失效的报文段。但server收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是client再次发出的一个新的连接请求。于是就向client发出确认报文段，同意建立连接。假设不采用“三次握手”，那么只要server发出确认，新的连接就建立了。由于现在client并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬server的确认，也不会向server发送数据。但server却以为新的运输连接已经建立，并一直等待client发来数据。这样，server的很多资源就白白浪费掉了。采用“三次握手”的办法可以防止上述现象发生。例如刚才那种情况，client不会向server的确认发出确认。server由于收不到确认，就知道client并没有要求建立连接。”

这个问题的本质是, 信道不可靠, 但是通信双发需要就某个问题达成一致. 而要解决这个问题, 无论你在消息中包含什么信息, 三次通信是理论上的最小值. 所以三次握手不是TCP本身的要求, 而是为了满足"在不可靠信道上可靠地传输信息"这一需求所导致的

为什么客户端和服务端的初始序列号 ISN 是不相同的？

因为网络中的报文会延迟、会复制重发、也有可能丢失，这样会造成的不同连接之间产生互相影响，所以为了避免互相影响，客户端和服务端的初始序列号是随机且不同的。

初始序列号 ISN 是如何随机产生的？

起始 ISN 是基于时钟的，每 4 毫秒 + 1，转一圈要 4.55 个小时。

RFC1948 中提出了一个较好的初始化序列号 ISN 随机生成算法。

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

  • M 是一个计时器，这个计时器每隔 4 毫秒加 1。
  • F 是一个 Hash 算法，根据源 IP、目的 IP、源端口、目的端口生成一个随机数值。要保证 Hash 算法不能被外部轻易推算得出，用 MD5 算法是一个比较好的选择。

既然 IP 层会分片，为什么 TCP 层还需要 MSS 呢？

我们先来认识下 MTU 和 MSS

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MTU 与 MSS

  • MTU：一个网络包的最大长度，以太网中一般为 1500 字节；（如果数据包太大那么数据时延就会增大，如果数据包太小，又会浪费网络带宽资源，所有在要设置下MTU，MTU的数值不能太大也不能太小。）
  • MSS：除去 IP 和 TCP 头部之后，一个网络包所能容纳的 TCP 数据的最大长度；

如果TCP 的整个报文（头部 + 数据）交给 IP 层进行分片，会有什么异常呢？

当 IP 层有一个超过 MTU 大小的数据（IP头部 + TCP 头部 + TCP 数据）要发送，那么 IP 层就要进行分片，把数据分片成若干片，保证每一个分片都小于 MTU。把一份 IP 数据报进行分片以后，由目标主机的 IP 层来进行重新组装后，在交给上一层 TCP 传输层。

这看起来井然有序，但这存在隐患的，那么当如果一个 IP 分片丢失，整个 IP 报文的所有分片都得重传。

因为 IP 层本身没有超时重传机制，它由传输层的 TCP 来负责超时和重传。

当接收方发现 TCP 报文（头部 + 数据）的某一片丢失后，则不会响应 ACK 给对方，那么发送方的 TCP 在超时后，就会重发「整个 TCP 报文（头部 + 数据）」。

因此，可以得知由 IP 层进行分片传输，是非常没有效率的。

所以，为了达到最佳的传输效能 TCP 协议在建立连接的时候通常要协商双方的 MSS 值，当 TCP 层发现数据超过 MSS 时，则就先会进行分片，当然由它形成的 IP 包的长度也就不会大于 MTU ，自然也就不用 IP 分片了。

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握手阶段协商 MSS

经过 TCP 层分片后，如果一个 TCP 分片丢失后，进行重发时也是以 MSS 为单位，而不用重传所有的分片，大大增加了重传的效率。

什么是 SYN 攻击？如何避免 SYN 攻击？

SYN 攻击

我们都知道 TCP 连接建立是需要三次握手，假设攻击者短时间伪造不同 IP 地址的 SYN 报文，服务端每接收到一个 SYN 报文，就进入SYN_RCVD 状态，但服务端发送出去的 ACK + SYN 报文，无法得到未知 IP 主机的 ACK 应答，久而久之就会占满服务端的 SYN 接收队列（未连接队列） ，使得服务器不能为正常用户服务。

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SYN 攻击

避免 SYN 攻击方式一

其中一种解决方式是通过修改 Linux 内核参数，控制队列大小和当队列满时应做什么处理。

  • 当网卡接收数据包的速度大于内核处理的速度时，会有一个队列保存这些数据包。控制该队列的最大值如下参数：
net.core.netdev_max_backlog
  • SYN_RCVD 状态连接的最大个数：
net.ipv4.tcp_max_syn_backlog
  • 超出处理能时，对新的 SYN 直接回 RST，丢弃连接：
net.ipv4.tcp_abort_on_overflow

避免 SYN 攻击方式二\

我们先来看下Linux 内核的 SYN （未完成连接建立）队列与 Accpet （已完成连接建立）队列是如何工作的？

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正常流程

正常流程：

  • 当服务端接收到客户端的 SYN 报文时，会将其加入到内核的「 SYN 队列」；
  • 接着发送 SYN + ACK 给客户端，等待客户端回应 ACK 报文；
  • 服务端接收到 ACK 报文后，从「 SYN 队列」移除放入到「 Accept 队列」；
  • 应用通过调用 accpet() socket 接口，从「 Accept 队列」取出的连接。

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应用程序过慢

应用程序过慢：

  • 如果应用程序过慢时，就会导致「 Accept 队列」被占满。

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受到 SYN 攻击

受到 SYN 攻击：

  • 如果不断受到 SYN 攻击，就会导致「 SYN 队列」被占满。

tcp_syncookies 的方式可以应对 SYN 攻击的方法：

net.ipv4.tcp_syncookies = 1

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tcp_syncookies 应对 SYN 攻击

  • 当 「 SYN 队列」满之后，后续服务器收到 SYN 包，不进入「 SYN 队列」；
  • 计算出一个 cookie 值，再以 SYN + ACK 中的「序列号」返回客户端，
  • 服务端接收到客户端的应答报文时，服务器会检查这个 ACK 包的合法性。如果合法，直接放入到「 Accept 队列」。
  • 最后应用通过调用 accpet() socket 接口，从「 Accept 队列」取出的连接。

03 TCP 连接断开

TCP 四次挥手过程和状态变迁

天下没有不散的宴席，对于 TCP 连接也是这样， TCP 断开连接是通过四次挥手方式。

双方都可以主动断开连接，断开连接后主机中的「资源」将被释放。

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客户端主动关闭连接 —— TCP 四次挥手

  • 客户端打算关闭连接，此时会发送一个 TCP 首部 FIN 标志位被置为 1 的报文，也即 FIN 报文，之后客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。
  • 服务端收到该报文后，就向客户端发送 ACK 应答报文，接着服务端进入 CLOSED_WAIT 状态。
  • 客户端收到服务端的 ACK 应答报文后，之后进入 FIN_WAIT_2 状态。
  • 等待服务端处理完数据后，也向客户端发送 FIN 报文，之后服务端进入 LAST_ACK 状态。
  • 客户端收到服务端的 FIN 报文后，回一个 ACK 应答报文，之后进入 TIME_WAIT 状态
  • 服务器收到了 ACK 应答报文后，就进入了 CLOSE 状态，至此服务端已经完成连接的关闭。
  • 客户端在经过 2MSL 一段时间后，自动进入 CLOSE 状态，至此客户端也完成连接的关闭。

你可以看到，每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手。

这里一点需要注意是：主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态。

为什么挥手需要四次？

再来回顾下四次挥手双方发 FIN 包的过程，就能理解为什么需要四次了。

  • 关闭连接时，客户端向服务端发送 FIN 时，仅仅表示客户端不再发送数据了但是还能接收数据。
  • 服务器收到客户端的 FIN 报文时，先回一个 ACK 应答报文，而服务端可能还有数据需要处理和发送，等服务端不再发送数据时，才发送 FIN 报文给客户端来表示同意现在关闭连接。

从上面过程可知，服务端通常需要等待完成数据的发送和处理，所以服务端的 ACK 和 FIN 一般都会分开发送，从而比三次握手导致多了一次。

为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？

MSL 是 Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个 TTL 字段，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。

MSL 与 TTL 的区别：MSL 的单位是时间，而 TTL 是经过路由跳数。所以 MSL 应该要大于等于 TTL 消耗为 0 的时间，以确保报文已被自然消亡。

TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比较合理的解释是：网络中可能存在来自发送方的数据包，当这些发送方的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应，所以一来一回需要等待 2 倍的时间。

比如，如果被动关闭方没有收到断开连接的最后的 ACK 报文，就会触发超时重发 Fin 报文，另一方接收到 FIN 后，会重发 ACK 给被动关闭方， 一来一去正好 2 个 MSL。

2MSL 的时间是从客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的。如果在 TIME-WAIT 时间内，因为客户端的 ACK 没有传输到服务端，客户端又接收到了服务端重发的 FIN 报文，那么 2MSL 时间将重新计时。

在 Linux 系统里 2MSL 默认是 60 秒，那么一个 MSL 也就是 30 秒。Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时间为固定的 60 秒。

其定义在 Linux 内核代码里的名称为 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 的时间长度，只能修改 Linux 内核代码里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值，并重新编译 Linux 内核。

为什么需要 TIME_WAIT 状态？

主动发起关闭连接的一方，才会有 TIME-WAIT 状态。

需要 TIME-WAIT 状态，主要是两个原因：

  • 防止具有相同「四元组」的「旧」数据包被收到；
  • 保证「被动关闭连接」的一方能被正确的关闭，即保证最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭；

原因一：防止旧连接的数据包

假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，被延迟的数据包抵达后会发生什么呢？

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接收到历史数据的异常

  • 如上图黄色框框服务端在关闭连接之前发送的 SEQ = 301 报文，被网络延迟了。
  • 这时有相同端口的 TCP 连接被复用后，被延迟的 SEQ = 301 抵达了客户端，那么客户端是有可能正常接收这个过期的报文，这就会产生数据错乱等严重的问题。

所以，TCP 就设计出了这么一个机制，经过 2MSL 这个时间，足以让两个方向上的数据包都被丢弃，使得原来连接的数据包在网络中都自然消失，再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的。

原因二：保证连接正确关闭

在 RFC 793 指出 TIME-WAIT 另一个重要的作用是：

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

也就是说，TIME-WAIT 作用是等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。

假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，断开连接会造成什么问题呢？

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没有确保正常断开的异常

  • 如上图红色框框客户端四次挥手的最后一个 ACK 报文如果在网络中被丢失了，此时如果客户端 TIME-WAIT 过短或没有，则就直接进入了 CLOSE 状态了，那么服务端则会一直处在 LASE-ACK 状态。
  • 当客户端发起建立连接的 SYN 请求报文后，服务端会发送 RST 报文给客户端，连接建立的过程就会被终止。

如果 TIME-WAIT 等待足够长的情况就会遇到两种情况：

  • 服务端正常收到四次挥手的最后一个 ACK 报文，则服务端正常关闭连接。
  • 服务端没有收到四次挥手的最后一个 ACK 报文时，则会重发 FIN 关闭连接报文并等待新的 ACK 报文。

所以客户端在 TIME-WAIT 状态等待 2MSL 时间后，就可以保证双方的连接都可以正常的关闭。

TIME_WAIT 过多有什么危害？

如果服务器有处于 TIME-WAIT 状态的 TCP，则说明是由服务器方主动发起的断开请求。

过多的 TIME-WAIT 状态主要的危害有两种：

  • 第一是内存资源占用；
  • 第二是对端口资源的占用，一个 TCP 连接至少消耗一个本地端口；

第二个危害是会造成严重的后果的，要知道，端口资源也是有限的，一般可以开启的端口为 32768～61000，也可以通过如下参数设置指定

net.ipv4.ip_local_port_range

如果服务端 TIME_WAIT 状态过多，占满了所有端口资源，则会导致无法创建新连接。

如果已经建立了连接，但是客户端突然出现故障了怎么办？

TCP 有一个机制是保活机制。这个机制的原理是这样的：

定义一个时间段，在这个时间段内，如果没有任何连接相关的活动，TCP 保活机制会开始作用，每隔一个时间间隔，发送一个探测报文，该探测报文包含的数据非常少，如果连续几个探测报文都没有得到响应，则认为当前的 TCP 连接已经死亡，系统内核将错误信息通知给上层应用程序。

在 Linux 内核可以有对应的参数可以设置保活时间、保活探测的次数、保活探测的时间间隔，以下都为默认值：

net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200
net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75  
net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9
  • tcp_keepalive_time=7200：表示保活时间是 7200 秒（2小时），也就 2 小时内如果没有任何连接相关的活动，则会启动保活机制
  • tcp_keepalive_intvl=75：表示每次检测间隔 75 秒；
  • tcp_keepalive_probes=9：表示检测 9 次无响应，认为对方是不可达的，从而中断本次的连接。

也就是说在 Linux 系统中，最少需要经过 2 小时 11 分 15 秒才可以发现一个「死亡」连接。

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这个时间是有点长的，我们也可以根据实际的需求，对以上的保活相关的参数进行设置。

如果开启了 TCP 保活，需要考虑以下几种情况：

第一种，对端程序是正常工作的。当 TCP 保活的探测报文发送给对端, 对端会正常响应，这样 TCP 保活时间会被重置，等待下一个 TCP 保活时间的到来。

第二种，对端程序崩溃并重启。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后，对端是可以响应的，但由于没有该连接的有效信息，会产生一个 RST 报文，这样很快就会发现 TCP 连接已经被重置。

第三种，是对端程序崩溃，或对端由于其他原因导致报文不可达。当 TCP 保活的探测报文发送给对端后，石沉大海，没有响应，连续几次，达到保活探测次数后，TCP 会报告该 TCP 连接已经死亡。

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