告别 TCP!

大家好，我是小林。

我第一次写 TCP 文章是这篇：硬不硬你说了算！近 40 张图解被问千百遍的 TCP 三次握手和四次挥手面试题

这篇文章虽然距离现在有差不多 2 年了，但是依旧很经典，时常收到很多读者的支持和鼓励。

不过，由于文章篇幅比较长，所以难免出现了一些错别字，或者没解释清楚的地方。

所以，我上周末抽空重新修正了这篇文章，并且又增加了一些面试题，所以现在新的 TCP 文章已经接近 2 万字啦。

还是那句话，任 TCP 虐我千百遍，我仍待 TCP 如初恋。

巨巨巨巨长的提纲，发车！发车！

PS：本次文章不涉及 TCP 流量控制、拥塞控制、可靠性传输等方面知识，这些知识在这篇：你还在为 TCP 重传、滑动窗口、流量控制、拥塞控制发愁吗？看完图解就不愁了

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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。

TCP 头格式

序列号：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，就「累加」一次该「数据字节数」的大小。用来解决网络包乱序问题。

确认应答号：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。

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。

• 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，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。

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

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:

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，会受以下因素影响：

• 文件描述符限制，每个 TCP 连接都是一个文件，如果文件描述符被占满了，会发生 too many open files。Linux 对可打开的文件描述符的数量分别作了三个方面的限制：
  • 系统级：当前系统可打开的最大数量，通过 cat /proc/sys/fs/file-max 查看；
  • 用户级：指定用户可打开的最大数量，通过 cat /etc/security/limits.conf 查看；
  • 进程级：单个进程可打开的最大数量，通过 cat /proc/sys/fs/nr_open 查看；
• 内存限制，每个 TCP 连接都要占用一定内存，操作系统的内存是有限的，如果内存资源被占满后，会发生 OOM。

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：

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，防止收到在网络传输中受损的 UDP包。

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。

6. 传输方式

• TCP 是流式传输，没有边界，但保证顺序和可靠。
• UDP 是一个包一个包的发送，是有边界的，但可能会丢包和乱序。

7. 分片不同

• TCP 的数据大小如果大于 MSS 大小，则会在传输层进行分片，目标主机收到后，也同样在传输层组装 TCP 数据包，如果中途丢失了一个分片，只需要传输丢失的这个分片。
• UDP 的数据大小如果大于 MTU 大小，则会在 IP 层进行分片，目标主机收到后，在 IP 层组装完数据，接着再传给传输层。

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：

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来进行的。三次握手的过程如下图（PS：图中的 SYS_SENT 状态是 SYN_SENT，偷懒就不重新画图了）：

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

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。

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。

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，此时连接就已建立完成，客户端和服务端就可以相互发送数据了。

如何在 Linux 系统中查看 TCP 状态？

TCP 的连接状态查看，在 Linux 可以通过 netstat -napt 命令查看。

TCP 连接状态查看

为什么是三次握手？不是两次、四次？

相信大家比较常回答的是：“因为三次握手才能保证双方具有接收和发送的能力。”

这回答是没问题，但这回答是片面的，并没有说出主要的原因。

在前面我们知道了什么是 TCP 连接：

• 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。

所以，重要的是为什么三次握手才可以初始化Socket、序列号和窗口大小并建立 TCP 连接。

接下来，以三个方面分析三次握手的原因：

• 三次握手才可以阻止重复历史连接的初始化（主要原因）
• 三次握手才可以同步双方的初始序列号
• 三次握手才可以避免资源浪费

原因一：避免历史连接

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。

我们考虑一个场景，客户端先发送了 SYN（seq = 90） 报文，但是被网络阻塞了，服务端并没有收到，接着客户端又重新发送了 SYN（seq = 100） 报文，注意不是重传 SYN，重传的 SYN 的序列号是一样的，来看看三次握手是如何阻止历史连接的：

三次握手避免历史连接

客户端连续发送多次 SYN 建立连接的报文，在网络拥堵情况下：

• 一个「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端；
• 那么此时服务端就会回一个 SYN + ACK 报文给客户端；
• 客户端收到后可以根据自身的上下文，判断这是一个历史连接（序列号过期或超时），那么客户端就会发送 RST 报文给服务端，表示中止这一次连接。

如果是两次握手连接，就无法阻止历史连接，那为什么 TCP 两次握手为什么无法阻止历史连接呢？

我先直接说结论，主要是因为在两次握手的情况下，「被动发起方」没有中间状态给「主动发起方」来阻止历史连接，导致「被动发起方」可能建立一个历史连接，造成资源浪费。

你想想，两次握手的情况下，「被动发起方」在收到 SYN 报文后，就进入 ESTABLISHED 状态，意味着这时可以给对方发送数据给，但是「主动发」起方此时还没有进入 ESTABLISHED 状态，假设这次是历史连接，主动发起方判断到此次连接为历史连接，那么就会回 RST 报文来断开连接，而「被动发起方」在第一次握手的时候就进入 ESTABLISHED 状态，所以它可以发送数据的，但是它并不知道这个是历史连接，它只有在收到 RST 报文后，才会断开连接。

两次握手无法阻止历史连接

可以看到，上面这种场景下，「被动发起方」在向「主动发起方」发送数据前，并没有阻止掉历史连接，导致「被动发起方」建立了一个历史连接，又白白发送了数据，妥妥地浪费了「被动发起方」的资源。

因此，要解决这种现象，最好就是在「被动发起方」发送数据前，也就是建立连接之前，要阻止掉历史连接，这样就不会造成资源浪费，而要实现这个功能，就需要三次握手。

所以，TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因是防止「历史连接」初始化了连接。

原因二：同步双方初始序列号

TCP 协议的通信双方， 都必须维护一个「序列号」， 序列号是可靠传输的一个关键因素，它的作用：

• 接收方可以去除重复的数据；
• 接收方可以根据数据包的序列号按序接收；
• 可以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的（通过 ACK 报文中的序列号知道）；

可见，序列号在 TCP 连接中占据着非常重要的作用，所以当客户端发送携带「初始序列号」的 SYN 报文的时候，需要服务端回一个 ACK 应答报文，表示客户端的 SYN 报文已被服务端成功接收，那当服务端发送「初始序列号」给客户端的时候，依然也要得到客户端的应答回应，这样一来一回，才能确保双方的初始序列号能被可靠的同步。

四次握手与三次握手

四次握手其实也能够可靠的同步双方的初始化序号，但由于第二步和第三步可以优化成一步，所以就成了「三次握手」。

而两次握手只保证了一方的初始序列号能被对方成功接收，没办法保证双方的初始序列号都能被确认接收。

原因三：避免资源浪费

如果只有「两次握手」，当客户端的 SYN 请求连接在网络中阻塞，客户端没有接收到 ACK 报文，就会重新发送 SYN ，由于没有第三次握手，服务器不清楚客户端是否收到了自己发送的建立连接的 ACK 确认信号，所以每收到一个 SYN 就只能先主动建立一个连接，这会造成什么情况呢？

如果客户端的 SYN 阻塞了，重复发送多次 SYN 报文，那么服务器在收到请求后就会建立多个冗余的无效链接，造成不必要的资源浪费。

两次握手会造成资源浪费

即两次握手会造成消息滞留情况下，服务器重复接受无用的连接请求 SYN 报文，而造成重复分配资源。

小结

TCP 建立连接时，通过三次握手能防止历史连接的建立，能减少双方不必要的资源开销，能帮助双方同步初始化序列号。序列号能够保证数据包不重复、不丢弃和按序传输。

不使用「两次握手」和「四次握手」的原因：

• 「两次握手」：无法防止历史连接的建立，会造成双方资源的浪费，也无法可靠的同步双方序列号；
• 「四次握手」：三次握手就已经理论上最少可靠连接建立，所以不需要使用更多的通信次数。

为什么每次建立 TCP 连接时，初始化的序列号都要求不一样呢？

主要原因有两个方面：

• 为了防止历史报文被下一个相同四元组的连接接收（主要方面）；
• 为了安全性，防止黑客伪造的相同序列号的 TCP 报文被对方接收；

接下来，详细说说第一点。

假设每次建立连接，客户端和服务端的初始化序列号都是从 0 开始：

过程如下：

• 客户端和服务端建立一个 TCP 连接，在客户端发送数据包被网络阻塞了，而此时服务端的进程重启了，于是就会发送 RST 报文来断开连接。
• 紧接着，客户端又与服务端建立了与上一个连接相同四元组的连接；
• 在新连接建立完成后，上一个连接中被网络阻塞的数据包正好抵达了服务端，刚好该数据包的序列号正好是在服务端的接收窗口内，所以该数据包会被服务端正常接收，就会造成数据错乱。

可以看到，如果每次建立连接，客户端和服务端的初始化序列号都是一样的话，很容易出现历史报文被下一个相同四元组的连接接收的问题。

如果每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都「不一样」，就有大概率因为历史报文的序列号「不在」对方接收窗口，从而很大程度上避免了历史报文，比如下图：

相反，如果每次建立连接客户端和服务端的初始化序列号都「一样」，就有大概率遇到历史报文的序列号刚「好在」对方的接收窗口内，从而导致历史报文被新连接成功接收。

所以，每次初始化序列号不一样能够很大程度上避免历史报文被下一个相同四元组的连接接收，注意是很大程度上，并不是完全避免了（因为序列号会有回绕的问题，所以需要用时间戳的机制来判断历史报文，详细看篇：TCP 是如何避免历史报文的？）。

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 微秒 + 1，转一圈要 4.55 个小时。

RFC793 提到初始化序列号 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 微秒加 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。

可以看到，随机数是会基于时钟计时器递增的，基本不可能会随机成一样的初始化序列号。

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

MTU 与 MSS

• MTU：一个网络包的最大长度，以太网中一般为 1500 字节；
• 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；

如果在 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（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，再交给上一层 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。

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。

第一次握手丢失了，会发生什么？

当客户端想和服务端建立 TCP 连接的时候，首先第一个发的就是 SYN 报文，然后进入到 SYN_SENT 状态。

在这之后，如果客户端迟迟收不到服务端的 SYN-ACK 报文（第二次握手），就会触发「超时重传」机制，重传 SYN 报文。

不同版本的操作系统可能超时时间不同，有的 1 秒的，也有 3 秒的，这个超时时间是写死在内核里的，如果想要更改则需要重新编译内核，比较麻烦。

当客户端在 1 秒后没收到服务端的 SYN-ACK 报文后，客户端就会重发 SYN 报文，那到底重发几次呢？

在 Linux 里，客户端的 SYN 报文最大重传次数由 tcp_syn_retries内核参数控制，这个参数是可以自定义的，默认值一般是 5。

通常，第一次超时重传是在 1 秒后，第二次超时重传是在 2 秒，第三次超时重传是在 4 秒后，第四次超时重传是在 8 秒后，第五次是在超时重传 16 秒后。没错，每次超时的时间是上一次的 2 倍。

当第五次超时重传后，会继续等待 32 秒，如果服务端仍然没有回应 ACK，客户端就不再发送 SYN 包，然后断开 TCP 连接。

所以，总耗时是 1+2+4+8+16+32=63 秒，大约 1 分钟左右。

第二次握手丢失了，会发生什么？

当服务端收到客户端的第一次握手后，就会回 SYN-ACK 报文给客户端，这个就是第二次握手，此时服务端会进入 SYN_RCVD 状态。

第二次握手的 SYN-ACK 报文其实有两个目的 ：

• 第二次握手里的 ACK， 是对第一次握手的确认报文；
• 第二次握手里的 SYN，是服务端发起建立 TCP 连接的报文；

所以，如果第二次握手丢了，就会发送比较有意思的事情，具体会怎么样呢？

因为第二次握手报文里是包含对客户端的第一次握手的 ACK 确认报文，所以，如果客户端迟迟没有收到第二次握手，那么客户端就觉得可能自己的 SYN 报文（第一次握手）丢失了，于是客户端就会触发超时重传机制，重传 SYN 报文。

然后，因为第二次握手中包含服务端的 SYN 报文，所以当客户端收到后，需要给服务端发送 ACK 确认报文（第三次握手），服务端才会认为该 SYN 报文被客户端收到了。

那么，如果第二次握手丢失了，服务端就收不到第三次握手，于是服务端这边会触发超时重传机制，重传 SYN-ACK 报文。

在 Linux 下，SYN-ACK 报文的最大重传次数由 tcp_synack_retries内核参数决定，默认值是 5。

因此，当第二次握手丢失了，客户端和服务端都会重传：

• 客户端会重传 SYN 报文，也就是第一次握手，最大重传次数由 tcp_syn_retries内核参数决定；
• 服务端会重传 SYN-AKC 报文，也就是第二次握手，最大重传次数由 tcp_synack_retries 内核参数决定。

第三次握手丢失了，会发生什么？

客户端收到服务端的 SYN-ACK 报文后，就会给服务端回一个 ACK 报文，也就是第三次握手，此时客户端状态进入到 ESTABLISH 状态。

因为这个第三次握手的 ACK 是对第二次握手的 SYN 的确认报文，所以当第三次握手丢失了，如果服务端那一方迟迟收不到这个确认报文，就会触发超时重传机制，重传 SYN-ACK 报文，直到收到第三次握手，或者达到最大重传次数。

注意，ACK 报文是不会有重传的，当 ACK 丢失了，就由对方重传对应的报文。

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半连接队列，使得服务器不能为正常用户服务。

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 直接回报 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 队列（半连接队列）与 Accpet 队列（全连接队列）是如何工作的？

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」取出连接。

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。

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（半连接队列）被占满，从而导致无法在建立新的连接。

tcp_syncookies 的方式可以应对 SYN 攻击的方法：

net.ipv4.tcp_syncookies = 1

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。

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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，四次挥手的过程如下图：

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 CLOSED 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 CLOSED 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。

第一次挥手丢失了，会发生什么？

当客户端（主动关闭方）调用 close 函数后，就会向服务端发送 FIN 报文，试图与服务端断开连接，此时客户端的连接进入到 FIN_WAIT_1 状态。

正常情况下，如果能及时收到服务端（被动关闭方）的 ACK，则会很快变为 FIN_WAIT2状态。

如果第一次挥手丢失了，那么客户端迟迟收不到被动方的 ACK 的话，也就会触发超时重传机制，重传 FIN 报文，重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制。

当客户端重传 FIN 报文的次数超过 tcp_orphan_retries 后，就不再发送 FIN 报文，直接进入到 close 状态。

第二次挥手丢失了，会发生什么？

当服务端收到客户端的第一次挥手后，就会先回一个 ACK 确认报文，此时服务端的连接进入到 CLOSE_WAIT 状态。

在前面我们也提了，ACK 报文是不会重传的，所以如果服务端的第二次挥手丢失了，客户端就会触发超时重传机制，重传 FIN 报文，直到收到服务端的第二次挥手，或者达到最大的重传次数。

这里提一下，当客户端收到第二次挥手，也就是收到服务端发送的 ACK 报文后，客户端就会处于 FIN_WAIT2 状态，在这个状态需要等服务端发送第三次挥手，也就是服务端的 FIN 报文。

对于 close 函数关闭的连接，由于无法再发送和接收数据，所以FIN_WAIT2 状态不可以持续太久，而  tcp_fin_timeout 控制了这个状态下连接的持续时长，默认值是 60 秒。

这意味着对于调用 close 关闭的连接，如果在 60 秒后还没有收到 FIN 报文，客户端（主动关闭方）的连接就会直接关闭。

第三次挥手丢失了，会发生什么？

当服务端（被动关闭方）收到客户端（主动关闭方）的 FIN 报文后，内核会自动回复 ACK，同时连接处于 CLOSE_WAIT 状态，顾名思义，它表示等待应用进程调用 close 函数关闭连接。

此时，内核是没有权利替代进程关闭连接，必须由进程主动调用 close 函数来触发服务端发送 FIN 报文。

服务端处于 CLOSE_WAIT 状态时，调用了 close 函数，内核就会发出 FIN 报文，同时连接进入 LAST_ACK 状态，等待客户端返回 ACK 来确认连接关闭。

如果迟迟收不到这个 ACK，服务端就会重发 FIN 报文，重发次数仍然由 tcp_orphan_retries 参数控制，这与客户端重发 FIN 报文的重传次数控制方式是一样的。

第四次挥手丢失了，会发生什么？

当客户端收到服务端的第三次挥手的 FIN 报文后，就会回 ACK 报文，也就是第四次挥手，此时客户端连接进入 TIME_WAIT 状态。

在 Linux 系统，TIME_WAIT 状态会持续 2MSL 后才会进入关闭状态。

然后，服务端（被动关闭方）没有收到 ACK 报文前，还是处于 LAST_ACK 状态。

如果第四次挥手的 ACK 报文没有到达服务端，服务端就会重发 FIN 报文，重发次数仍然由前面介绍过的 tcp_orphan_retries 参数控制。

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。

TTL 的值一般是 64，Linux 将 MSL 设置为 30 秒，意味着 Linux 认为数据报文经过 64 个路由器的时间不会超过 30 秒，如果超过了，就认为报文已经消失在网络中了。

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。

可以看到 2MSL时长 这其实是相当于至少允许报文丢失一次。比如，若 ACK 在一个 MSL 内丢失，这样被动方重发的 FIN 会在第 2 个 MSL 内到达，TIME_WAIT 状态的连接可以应对。

为什么不是 4 或者 8 MSL 的时长呢？你可以想象一个丢包率达到百分之一的糟糕网络，连续两次丢包的概率只有万分之一，这个概率实在是太小了，忽略它比解决它更具性价比。

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：

• 防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收；
• 保证「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭；

原因一：防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收

为了能更好的理解这个原因，我们先来了解序列号（SEQ）和初始序列号（ISN）。

• 序列号，是 TCP 一个头部字段，标识了 TCP 发送端到 TCP 接收端的数据流的一个字节，因为 TCP 是面向字节流的可靠协议，为了保证消息的顺序性和可靠性，TCP 为每个传输方向上的每个字节都赋予了一个编号，以便于传输成功后确认、丢失后重传以及在接收端保证不会乱序。序列号是一个 32 位的无符号数，因此在到达 4G 之后再循环回到 0。
• 初始序列号，在 TCP 建立连接的时候，客户端和服务端都会各自生成一个初始序列号，它是基于时钟生成的一个随机数，来保证每个连接都拥有不同的初始序列号。初始化序列号可被视为一个 32 位的计数器，该计数器的数值每 4 微秒加 1，循环一次需要 4.55 小时。

给大家抓了一个包，下图中的 Seq 就是序列号，其中红色框住的分别是客户端和服务端各自生成的初始序列号。

TCP 抓包图

通过前面我们知道，序列号和初始化序列号并不是无限递增的，会发生回绕为初始值的情况，这意味着无法根据序列号来判断新老数据。

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？

TIME-WAIT 时间过短，收到旧连接的数据报文

如上图：

• 服务端在关闭连接之前发送的 SEQ = 301 报文，被网络延迟了。
• 接着，服务端以相同的四元组重新打开了新连接，前面被延迟的 SEQ = 301 这时抵达了客户端，而且该数据报文的序列号刚好在客户端接收窗口内，因此客户端会正常接收这个数据报文，但是这个数据报文是上一个连接残留下来的，这样就产生数据错乱等严重的问题。

为了防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收，因此 TCP 设计了 TIME_WAIT 状态，状态会持续 2MSL 时长，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「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭

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。

如果客户端（主动关闭方）最后一次 ACK 报文（第四次挥手）在网络中丢失了，那么按照 TCP 可靠性原则，服务端（被动关闭方）会重发 FIN 报文。

假设客户端没有 TIME_WAIT 状态，而是在发完最后一次回 ACK 报文就直接进入 CLOSED 状态，如果该  ACK 报文丢失了，服务端则重传的 FIN 报文，而这时客户端已经进入到关闭状态了，在收到服务端重传的 FIN 报文后，就会回 RST 报文。

TIME-WAIT 时间过短，没有确保连接正常关闭

如上图：

• 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 CLOSED 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。

服务端收到这个 RST 并将其解释为一个错误（Connection reset by peer），这对于一个可靠的协议来说不是一个优雅的终止方式。

为了防止这种情况出现，客户端必须等待足够长的时间确保对端收到 ACK，如果对端没有收到 ACK，那么就会触发 TCP 重传机制，服务端会重新发送一个 FIN，这样一去一来刚好两个 MSL 的时间。

TIME-WAIT 时间正常，确保了连接正常关闭

但是你可能会说重新发送的 ACK 还是有可能丢失啊，没错，但 TCP 已经等待了那么长的时间了，已经算仁至义尽了。

TIME_WAIT 过多有什么危害？

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「发起连接方」的 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。

客户端（发起连接方）受端口资源限制：

• 客户端TIME_WAIT过多，就会导致端口资源被占用，因为端口就 65536 个，被占满就会导致无法创建新的连接。

服务端（被动连接方）受系统资源限制：

• 由于一个四元组表示 TCP 连接，理论上服务端可以建立很多连接，服务端确实只监听一个端口。但是连接过多，会占用系统资源，比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等。

如何优化 TIME_WAIT？

这里给出优化 TIME-WAIT 的几个方式，都是有利有弊：

• 打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 选项；
• net.ipv4.tcp_max_tw_buckets
• 程序中使用 SO_LINGER ，应用强制使用 RST 关闭。

方式一：net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps

如下的 Linux 内核参数开启后，则可以复用处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所用。

有一点需要注意的是，tcp_tw_reuse 功能只能用客户端（连接发起方），因为开启了该功能，在调用 connect() 函数时，内核会随机找一个 time_wait 状态超过 1 秒的连接给新的连接复用。

net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1

使用这个选项，还有一个前提，需要打开对 TCP 时间戳的支持，即

net.ipv4.tcp_timestamps=1（默认即为 1）

这个时间戳的字段是在 TCP 头部的「选项」里，它由一共 8 个字节表示时间戳，其中第一个 4 字节字段用来保存发送该数据包的时间，第二个 4 字节字段用来保存最近一次接收对方发送到达数据的时间。

由于引入了时间戳，我们在前面提到的 2MSL 问题就不复存在了，因为重复的数据包会因为时间戳过期被自然丢弃。

方式二：net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

这个值默认为 18000，当系统中处于 TIME_WAIT 的连接一旦超过这个值时，系统就会将后面的 TIME_WAIT 连接状态重置，这个方法比较暴力。

方式三：程序中使用 SO_LINGER

我们可以通过设置 socket 选项，来设置调用 close 关闭连接行为。

struct linger so_linger;
so_linger.l_onoff = 1;
so_linger.l_linger = 0;
setsockopt(s, SOL_SOCKET, SO_LINGER, &so_linger,sizeof(so_linger));

如果l_onoff为非 0， 且l_linger值为 0，那么调用close后，会立该发送一个RST标志给对端，该 TCP 连接将跳过四次挥手，也就跳过了TIME_WAIT状态，直接关闭。

但这为跨越TIME_WAIT状态提供了一个可能，不过是一个非常危险的行为，不值得提倡。

前面介绍的方法都是试图越过 TIME_WAIT状态的，这样其实不太好。虽然 TIME_WAIT 状态持续的时间是有一点长，显得很不友好，但是它被设计来就是用来避免发生乱七八糟的事情。

《UNIX网络编程》一书中却说道：TIME_WAIT 是我们的朋友，它是有助于我们的，不要试图避免这个状态，而是应该弄清楚它。

如果服务端要避免过多的 TIME_WAIT 状态的连接，就永远不要主动断开连接，让客户端去断开，由分布在各处的客户端去承受 TIME_WAIT。

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。

注意，应用程序若想使用 TCP 保活机制需要通过 socket 接口设置 SO_KEEPALIVE 选项才能够生效，如果没有设置，那么就无法使用 TCP 保活机制。

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。

TCP 保活的这个机制检测的时间是有点长，我们可以自己在应用层实现一个心跳机制。

比如，web 服务软件一般都会提供 keepalive_timeout 参数，用来指定 HTTP 长连接的超时时间。如果设置了 HTTP 长连接的超时时间是 60 秒，web 服务软件就会启动一个定时器，如果客户端在完后一个 HTTP 请求后，在 60 秒内都没有再发起新的请求，定时器的时间一到，就会触发回调函数来释放该连接。

web 服务的 心跳机制

如果已经建立了连接，但是客户端的进程崩溃会发生什么？

我自己做了个实验，使用 kill -9 来模拟进程崩溃的情况，发现在 kill 掉进程后，服务端会发送 FIN 报文，与客户端进行四次挥手。

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04 Socket 编程

针对 TCP 应该如何 Socket 编程？

基于 TCP 协议的客户端和服务器工作

• 服务端和客户端初始化 socket，得到文件描述符；
• 服务端调用 bind，将绑定在 IP 地址和端口;
• 服务端调用 listen，进行监听；
• 服务端调用 accept，等待客户端连接；
• 客户端调用 connect，向服务器端的地址和端口发起连接请求；
• 服务端 accept 返回用于传输的 socket 的文件描述符；
• 客户端调用 write 写入数据；服务端调用 read 读取数据；
• 客户端断开连接时，会调用 close，那么服务端 read 读取数据的时候，就会读取到了 EOF，待处理完数据后，服务端调用 close，表示连接关闭。

这里需要注意的是，服务端调用 accept 时，连接成功了会返回一个已完成连接的 socket，后续用来传输数据。

所以，监听的 socket 和真正用来传送数据的 socket，是「两个」 socket，一个叫作监听 socket，一个叫作已完成连接 socket。

成功连接建立之后，双方开始通过 read 和 write 函数来读写数据，就像往一个文件流里面写东西一样。

listen 时候参数 backlog 的意义？

Linux内核中会维护两个队列：

• 半连接队列（SYN 队列）：接收到一个 SYN 建立连接请求，处于 SYN_RCVD 状态；
• 全连接队列（Accpet 队列）：已完成 TCP 三次握手过程，处于 ESTABLISHED 状态；

SYN 队列 与 Accpet 队列

int listen (int socketfd, int backlog)

• 参数一 socketfd 为 socketfd 文件描述符
• 参数二 backlog，这参数在历史版本有一定的变化

在早期 Linux 内核 backlog 是 SYN 队列大小，也就是未完成的队列大小。

在 Linux 内核 2.2 之后，backlog 变成 accept 队列，也就是已完成连接建立的队列长度，所以现在通常认为 backlog 是 accept 队列。

但是上限值是内核参数 somaxconn 的大小，也就说 accpet 队列长度 = min(backlog, somaxconn)。

想详细了解 TCP 半连接队列和全连接队列，可以看这篇：TCP 半连接队列和全连接队列满了会发生什么？又该如何应对？

accept 发生在三次握手的哪一步？

我们先看看客户端连接服务端时，发送了什么？

客户端连接服务端

• 客户端的协议栈向服务器端发送了 SYN 包，并告诉服务器端当前发送序列号 client_isn，客户端进入 SYN_SENT 状态；
• 服务器端的协议栈收到这个包之后，和客户端进行 ACK 应答，应答的值为 client_isn+1，表示对 SYN 包 client_isn 的确认，同时服务器也发送一个 SYN 包，告诉客户端当前我的发送序列号为 server_isn，服务器端进入 SYN_RCVD 状态；
• 客户端协议栈收到 ACK 之后，使得应用程序从 connect 调用返回，表示客户端到服务器端的单向连接建立成功，客户端的状态为 ESTABLISHED，同时客户端协议栈也会对服务器端的 SYN 包进行应答，应答数据为 server_isn+1；
• 应答包到达服务器端后，服务器端协议栈使得 accept 阻塞调用返回，这个时候服务器端到客户端的单向连接也建立成功，服务器端也进入 ESTABLISHED 状态。

从上面的描述过程，我们可以得知客户端 connect 成功返回是在第二次握手，服务端 accept 成功返回是在三次握手成功之后。

客户端调用 close 了，连接是断开的流程是什么？

我们看看客户端主动调用了 close，会发生什么？

客户端调用 close 过程

• 客户端调用 close，表明客户端没有数据需要发送了，则此时会向服务端发送 FIN 报文，进入 FIN_WAIT_1 状态；
• 服务端接收到了 FIN 报文，TCP 协议栈会为 FIN 包插入一个文件结束符 EOF 到接收缓冲区中，应用程序可以通过 read 调用来感知这个 FIN 包。这个 EOF 会被放在已排队等候的其他已接收的数据之后，这就意味着服务端需要处理这种异常情况，因为 EOF 表示在该连接上再无额外数据到达。此时，服务端进入 CLOSE_WAIT 状态；
• 接着，当处理完数据后，自然就会读到 EOF，于是也调用 close 关闭它的套接字，这会使得服务端发出一个 FIN 包，之后处于 LAST_ACK 状态；
• 客户端接收到服务端的 FIN 包，并发送 ACK 确认包给服务端，此时客户端将进入 TIME_WAIT 状态；
• 服务端收到 ACK 确认包后，就进入了最后的 CLOSE 状态；
• 客户端经过 2MSL 时间之后，也进入 CLOSE 状态；

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唠叨

希望这篇能破除大家对 TCP 的大多数疑惑，有任何问题都可以在留言区和我交流。

我们下次见啦！

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