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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,如图1所示。
(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。
完成三次握手,客户端与服务器开始传送数据。
图1 TCP三次握手建立连接
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)。
TCP采用四次挥手关闭连接如图2所示。
图2 TCP四次挥手关闭连接
1.为什么建立连接协议是三次握手,而关闭连接却是四次握手呢?
这是因为服务端的LISTEN状态下的SOCKET当收到SYN报文的连接请求后,它可以把ACK和SYN(ACK起应答作用,而SYN起同步作用)放在一个报文里来发送。但关闭连接时,当收到对方的FIN报文通知时,它仅仅表示对方没有数据发送给你了;但未必你所有的数据都全部发送给对方了,所以你可能未必会马上会关闭SOCKET,也即你可能还需要发送一些数据给对方之后,再发送FIN报文给对方来表示你同意现在可以关闭连接了,所以它这里的ACK报文和FIN报文多数情况下都是分开发送的。
2.为什么TIME_WAIT状态还需要等2MSL后才能返回到CLOSED状态?
这个问题可以参考《unix 网络编程》(第三版,2.7 TIME_WAIT状态)。
TIME_WAIT状态由两个存在的理由。
(1)可靠的实现TCP全双工链接的终止。
这是因为虽然双方都同意关闭连接了,而且握手的4个报文也都协调和发送完毕,按理可以直接回到CLOSED状态(就好比从SYN_SEND状态到ESTABLISH状态那样);但是因为我们必须要假想网络是不可靠的,你无法保证你最后发送的ACK报文会一定被对方收到,因此对方处于LAST_ACK状态下的SOCKET可能会因为超时未收到ACK报文,而重发FIN报文,所以这个TIME_WAIT状态的作用就是用来重发可能丢失的ACK报文。
(2)允许老的重复的分节在网络中消逝。
假设在12.106.32.254的1500端口和206.168.1.112.219的21端口之间有一个TCP连接。我们关闭这个链接,过一段时间后在相同的IP地址和端口建立另一个连接。后一个链接成为前一个的化身。因为它们的IP地址和端口号都相同。TCP必须防止来自某一个连接的老的重复分组在连接已经终止后再现,从而被误解成属于同一链接的某一个某一个新的化身。为做到这一点,TCP将不给处于TIME_WAIT状态的链接发起新的化身。既然TIME_WAIT状态的持续时间是MSL的2倍,这就足以让某个方向上的分组最多存活msl秒即被丢弃,另一个方向上的应答最多存活msl秒也被丢弃。通过实施这个规则,我们就能保证每成功建立一个TCP连接时。来自该链接先前化身的重复分组都已经在网络中消逝了。
3. 为什么不能用两次握手进行连接?
我们知道,3次握手完成两个重要的功能,既要双方做好发送数据的准备工作(双方都知道彼此已准备好),也要允许双方就初始序列号进行协商,这个序列号在握手过程中被发送和确认。
现在把三次握手改成仅需要两次握手,死锁是可能发生的。作为例子,考虑计算机S和C之间的通信,假定C给S发送一个连接请求分组,S收到了这个分组,并发 送了确认应答分组。按照两次握手的协定,S认为连接已经成功地建立了,可以开始发送数据分组。可是,C在S的应答分组在传输中被丢失的情况下,将不知道S 是否已准备好,不知道S建立什么样的序列号,C甚至怀疑S是否收到自己的连接请求分组。在这种情况下,C认为连接还未建立成功,将忽略S发来的任何数据分 组,只等待连接确认应答分组。而S在发出的分组超时后,重复发送同样的分组。这样就形成了死锁。
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