TCP的三次握手与四次分手

TCP的位置

TCP工作在网络OSI的七层模型中的第四层——Transport层,IP在第三层——Network层,ARP在第二层——Data Link层;

在第二层上的数据,我们把它叫Frame,在第三层上的数据叫Packet,第四层的数据叫Segment。

数据从应用层发下来,会在每一层都会加上头部信息,进行封装,然后再发送到数据接收端。这个基本的流程你需要知道,就是每个数据都会经过数据的封装和解封装的过程。 在OSI七层模型中,每一层的作用和对应的协议如下:

3次握手

第一次握手:主机A发送位码为syn=1,随机产生seq number=x的数据包到服务器,客户端进入SYN_SEND状态,等待服务器的确认;主机B由SYN=1知道,A要求建立联机;

第二次握手:主机B收到请求后要确认联机信息,向A发送ack number(主机A的seq+1),syn=1,ack=1,随机产生seq=y的包,此时服务器进入SYN_RECV状态;

第三次握手:主机A收到后检查ack number是否正确,即第一次发送的seq number+1,以及位码ack是否为1,若正确,主机A会再发送ack number(主机B的seq+1),ack=1,主机B收到后确认seq值与ack=1则连接建立成功。客户端和服务器端都进入ESTABLISHED状

态,完成TCP三次握手。

TCP位码,有6种标示:SYN(synchronous建立联机) ACK(acknowledgement 确认) PSH(push传送) FIN(finish结束) RST(reset重置) URG(urgent紧急)

Sequence number(顺序号码) Acknowledge number(确认号码)

4次挥手

第一次挥手:主机1(可以使客户端,也可以是服务器端),设置Sequence Number和Acknowledgment Number,向主机2发送一个FIN报文段;此时,主机1进入FIN_WAIT_1状态;这表示主机1没有数据要发送给主机2了;

第二次挥手:主机2收到了主机1发送的FIN报文段,向主机1回一个ACK报文段,Acknowledgment Number为Sequence Number加1;主机1进入FIN_WAIT_2状态;主机2告诉主机1,我也没有数据要发送了,可以进行关闭连接了;

第三次挥手:主机2向主机1发送FIN报文段,请求关闭连接,同时主机2进入CLOSE_WAIT状态;

第四次挥手:主机1收到主机2发送的FIN报文段,向主机2发送ACK报文段,然后主机1进入TIME_WAIT状态;主机2收到主机1的ACK报文段以后,就关闭连接;此时,主机1等待2MSL后依然没有收到回复,则证明Server端已正常关闭,那好,主机1也可以关闭连接了。

大白话:

三次握手建立连接:

这个过程可以用以下三句形象的对话表示:

  • (客户端):我要建立连接了。
  • (服务端):我知道你要建立连接了,我这边没有问题。
  • (客户端):我知道你知道我要建立连接了,接下来我们就正式开始通信。 为什么是三次握手

根据一般的思路,我们可能会觉得只要两次握手就可以了,第三步确认看似是多余的。那么 TCP 协议为什么还要费力不讨好的加上这一次握手呢?

这是因为在网络请求中,我们应该时刻记住:“网络是不可靠的,数据包是可能丢失的”。假设没有第三次确认,客户端向服务端发送了 SYN,请求建立连接。由于延迟,服务端没有及时收到这个包。于是客户端重新发送一个 SYN 包。回忆一下介绍 TCP 首部时提到的序列号,这两个包的序列号显然是相同的。

假设服务端接收到了第二个 SYN 包,建立了通信,一段时间后通信结束,连接被关闭。这时候最初被发送的 SYN 包刚刚抵达服务端,服务端又会发送一次 ACK 确认。由于两次握手就建立了连接,此时的服务端就会建立一个新的连接,然而客户端觉得自己并没有请求建立连接,所以就不会向服务端发送数据。从而导致服务端建立了一个空的连接,白白浪费资源。

在三次握手的情况下,服务端直到收到客户端的应答后才会建立连接。因此在上述情况下,客户端会接受到一个相同的 ACK 包,这时候它会抛弃这个数据包,不会和服务端进行第三次握手,因此避免了服务端建立空的连接。

ACK 确认包丢失怎么办?

三次握手其实解决了第二步的数据包丢失问题。那么第三步的 ACK 确认丢失后,TCP 协议是如何处理的呢?

按照 TCP 协议处理丢包的一般方法,服务端会重新向客户端发送数据包,直至收到 ACK 确认为止。但实际上这种做法有可能遭到 SYN 泛洪攻击。所谓的泛洪攻击,是指发送方伪造多个 IP 地址,模拟三次握手的过程。当服务器返回 ACK 后,攻击方故意不确认,从而使得服务器不断重发 ACK。由于服务器长时间处于半连接状态,最后消耗过多的 CPU 和内存资源导致死机。

正确处理方法是服务端发送 RST 报文,进入 CLOSE 状态。这个 RST 数据包的 TCP 首部中,控制位中的 RST 位被设置为 1。这表示连接信息全部被初始化,原有的 TCP 通信不能继续进行。客户端如果还想重新建立 TCP 连接,就必须重新开始第一次握手。

四次握手关闭连接

这个过程可以用以下四句形象的对话表示:

  • (客户端):我要关闭连接了。
  • (服务端):你那边的连接可以关闭了。
  • (服务端):我这边也要关闭连接了。
  • (客户端):你那边的连接可以关闭了。 由于连接是双向的,所以双方都要主动关闭自己这一侧的连接。
关闭连接的最后一个 ACK 丢失怎么办?

实际上,在第三步中,客户端收到 FIN 包时,它会设置一个计时器,等待相当长的一段时间。如果客户端返回的 ACK 丢失,那么服务端还会重发 FIN 并重置计时器。假设在计时器失效前服务器重发的 FIN 包没有到达客户端,客户端就会进入 CLOSE 状态,从而导致服务端永远无法收到 ACK 确认,也就无法关闭连接。

问题

1.为什么TIME_WAIT状态需要经过2MSL(最大报文段生存时间)才能返回到CLOSE状态?

虽然按道理,四个报文都发送完毕,我们可以直接进入CLOSE状态了,但是我们必须假象网络是不可靠的,有可以最后一个ACK丢失。所以TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。

2.client发送完最后一个ack之后,进入time_wait状态,但是他怎么知道server有没有收到这个ack呢?莫非sever也要等待一段时间,如果收到了这个ack就close,如果没有收到就再发一个fin给client?这么说server最后也有一个time_wait哦?求解答!

因为网络原因,主动关闭的一方发送的这个ACK包很可能延迟,从而触发被动连接一方重传FIN包。极端情况下,这一去一回,就是两倍的MSL时长。如果主动关闭的一方跳过TIME_WAIT直接进入CLOSED,或者在TIME_WAIT停留的时长不足两倍的MSL,那么当被动

关闭的一方早先发出的延迟包到达后,就可能出现类似下面的问题:1.旧的TCP连接已经不存在了,系统此时只能返回RST包2.新的TCP连接被建立起来了,延迟包可能干扰新的连接,这就是为什么time_wait需要等待2MSL时长的原因。

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