tcp第三次握手丢失(第三次握手丢失怎么办)

化繁为简是人们解决复杂问题的常用方法，对计算机网络划分就是为了将计算机网络这个庞大的复杂的问题划分为简单的问题。通过“分而治之”解决简单的问题，从而解决复杂的问题。 五层划分是根据ISO/OSI参考模型和TCP/IP体系结构而来的 为了更好的学习计算机网络。他的五层分别是（从低到高）：物理层、数据链路层、网络层、传输层和应用层。下面对以上几个层次进行简单的介绍1、物理层物理层为最底层。为数据链路层提供物理连接，传输比特流。物理层的特性包括电压、频率、数据传输速率、最大传输距离等。2、数据链路层数据链路层建立在通信和实体之间，传输以“帧”为单位的数据。保证点到点的可靠性传输。3、网络层网络层主要功能是为处在不同网络系统中的两个节点通信提供一条逻辑通道。基本任务包括路由选择、拥塞控制、网络互连等。4、传输层（最关键的一层，TCP工作在这一层）传输层为用户提供“端到端”的服务。透明的传送报文。他屏蔽了下次数据通信的细节，因此很关键。该层关系的主要问题是包括建立连接、维护和中断虚电路、传输差错校验和恢复，以及信息流量控制机制等。5.应用层应用层是最靠近用户的OSI层，这一层作为用户的应用程序（例如电子邮件、 文件传输 和终端仿真）来提供网络服务。我们假设A公司要给B公司发送邮件  老板叫 秘书来一下 你把这个邮件 寄到B公司 秘书找到顺丰快递告诉小哥 我要寄件 把这个寄到那那那（B公司地址等信息）然后快递小哥打包放在他车里 到了晚上或者某一规定时间 统一的 把他送到集散中心 装箱 送到 飞机上之后就是逆向过程 在这中间 秘书不需要知道 我的邮件是怎么运输的 我不管 你就给我运就行了 每一层 做自己的事情互不干扰。TCP三次握手中有一些词要用到先简单解释一下TCP序列号（序列码SN,Sequence　Number） ：32位的序列号标识了TCP报文中第一个byte在对应方向的传输中对应的字节序号。当SYN出现，序列码实际上是初始序列码（ISN），而第一个数据字节是ISN+1，单位是byte。TCP应答号(Acknowledgment   Number简称ACK Number或简称为ACK Field) ：32位的ACK Number标识了报文发送端期望接收的字节序列。如果设置了ACK控制位，这个值表示一个准备接收的包的序列码。ACK(Acknowledgment) ：取值1代表Acknowledgment Number字段有效，这是一个确认的TCP包，取值0则不是确认包。SYN(Synchronize) ：同步序列编号(Synchronize Sequence Numbers)有效。该标志仅在三次握手建立TCP连接时有效。它提示TCP连接的服务端检查序列编号，该序列编号为TCP连接初始端(一般是客户端)的初始序列编号。FIN(Finish) ：带有该标志置位的数据包用来结束一个TCP会话，但对应端口仍处于开放状态，准备接收后续数据。当FIN标志有效的时候我们称呼这个包为FIN包。上图已经说明了三次握手的过程。1、首先由主机A发出请求连接即 SYN=1 ACK=0  (请看上面的介绍), TCP规定SYN=1时不能携带数据，但要消耗一个序号,因此声明自己的序号是 seq=2002、然后 Server 进行回复确认，即 SYN=1 ACK=1 seq=500, ack=200+1,3、再然后主机A再进行一次确认，但不用SYN 了，这时即为 ACK=1, seq=200+1, ack=500+1.然后连接建立1、当主机A 没有东西要发送时就要释放 A 这边的连接，A会发送一个报文（没有数据），其中 FIN 设置为1。2、主机B收到后会给应用程序一个信，这时A那边的连接已经关闭，即A不再发送信息（但仍可接收信息）。3、A收到B的确认后进入等待状态，等待B请求释放连接， B数据发送完成后就向A请求连接释放，也是用FIN=1 表示， 并且用 ack =100+1(如图）。4、 A收到后回复一个确认信息，并进入 TIME_WAIT 状态， 等待 2MSL 时间。为什么要等待呢？为了这种情况： B向A发送 FIN = 1 的释放连接请求，但这个报文丢失了， A没有接到不会发送确认信息， B 超时会重传，这时A在WAIT_TIME 还能够接收到这个请求，这时再回复一个确认就行了。（A收到 FIN = 1 的请求WAIT_TIME会重新记时）另外主机B存在一个保活状态，即如果A突然故障死机了，那B那边的连接资源什么时候能释放呢？  就是保活时间到了后，B会发送探测信息， 以决定是否释放连接。我在网上找了一个例子三次握手：A:“喂，你听得到吗？”A->SYN_SENDB:“我听得到呀，你听得到我吗？”应答与请求同时发出 B->SYN_RCVD | A->ESTABLISHEDA:“我能听到你，今天balabala……”B->ESTABLISHED四次挥手：A:“喂，我不说了。”A->FIN_WAIT1B:“我知道了。等下，上一句还没说完。Balabala…..”B->CLOSE_WAIT | A->FIN_WAIT2B:”好了，说完了，我也不说了。”B->LAST_ACKA:”我知道了。”A->TIME_WAIT | B->CLOSEDA等待2MSL,保证B收到了消息,否则重说一次”我知道了”,A->CLOSEDTCP提供面向连接的可靠的（没有数据重复或丢失）全双工的数据流传输服务，每一个TCP连接可靠地建立，优雅的关闭，保证数据在连接关闭之前被可靠地投递到目的地。 UDP面向非连接的，不可靠的传输服务。它使用ip数据包携带数据，但增加了对给定主机上多个目标进行区分的能力。UDP既不使用确认信息对数据的到达进行确认，也不对收到的数据进行排序，因此可能出现丢失、重复、或乱序现象。

. TCP的三次握手最主要是防止已过期的连接再次传到被连接的主机。 如果采用两次的话，会出现下面这种情况。比如是A机要连到B机，结果发送的连接信息由于某种原因没有到达B机；于是，A机又发了一次，结果这次B收到了，于是就发信息回来，两机就连接。传完东西后，断开。结果这时候，原先没有到达的连接信息突然又传到了B机，于是B机发信息给A，然后B机就以为和A连上了，这个时候B机就在等待A传东西过去。2. 三次握手改成仅需要两次握手，死锁是可能发生 考虑计算机A和B之间的通信，假定B给A发送一个连接请求分组，A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，A认为连接已经成功地建立了，可以开始发送数据分组。可是，B在A的应答分组在传输中被丢失的情况下，将不知道A是否已准备好，不知道A建议什么样的序列号，B甚至怀疑A是否收到自己的连接请求分组。在这种情况下，B认为连接还未建立成功，将忽略A发来的任何数据分组，只等待连接确认应答分组。而A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

TCP 三次握手过程不管是对于本科计算机网络学习还是考研考计网的同学来说都是必考的一个，所以要掌握 TCP 整个握手的过程显得尤为重要。 一、TCP 是什么？TCP是Transmission Control Protocol(传输控制协议) 的简称，它提供一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议。在学习 TCP 握手过程之前，我们首先要了解 TCP 报文头部的一些标志信息，因为在 TCP 握手的过程中，要用到TCP报文头部的一些信息。TCP头部1.1 源端口和目的端口对于端口，我们可以这么理解：我们可以想象发送方很多的窗户，接收方也有很多的窗户，这些窗口都标有不同的端口号，源端口号和目的端口号就分别代表从哪个规定的串口发送到对方接收的窗口。不同的应用程序都有着不同的端口，比如HTTP端口80，SMTP端口25等。1.2 序号TCP是面向字节流的，在一个TCP连接中传送的字节流中的每一个字节都按顺序编号。接收端根据这个编号进行确认，保证分割的数据段在原始数据包的位置。通俗一点的讲，每个字段在传送中用序列号来标记自己位置的，而这个字段就是用来完成双方传输中确保字段原始位置是按照传输顺序的。（发送方是数据是怎样一个顺序，到了接受方也要确保是这个顺序）1.3 确认号确认号是期望收到对方下一个报文段的第一个字节的序号。确认号 = N,则表示到序号N-1为止的所有数据都已经正确收到。例如：B正确收到了A发送过来的一个报文段，其序号字段值为500，而数据字段长度是200字节(序号501~700)，这表明B正确收到了A发送的到序号700为止的数据，因此B期望收到A的下一个数据序号是701，于是B在发送给A的确认报文段中把确认号置为701。1.4 标志位TCP首部中有 6 个标志比特，它们中的多个可同时被设置为 1，主要是用于操控 TCP 的状态机的，依次为URG，ACK，PSH，RST，SYN，FIN。今天我们只介绍我们用到的三个。1.4.1 确认ACK这个标志位可以理解为发送端发送数据到接收端，发送的时候 ACK置 为 0，一旦接收端接收数据之后，就将 ACK 置为 1，发送端接收到之后，就知道了接收端已经接收了数据。需要注意的一点是：当且仅当ACK = 1时，确认号字段才有效。TCP规定，在连接建立后，所有传送的报文段 都将ACK置为1。1.4.2 同步SYNSYN是同步序列号，在建立TCP连接时用来同步序号。当SYN=1，ACK=0时，表明这是一个连接请求报文段。若对方同意建立连接，则应在响应的报文段中使SYN=1，ACK=1。因此，SYN置为1就表示这是一个连接请求或连接接受报文。1.4.3 终止FIN当发送端已经达到数据末尾，也就是说双方的数据传送完成，没有数据可以传送了，发送方FIN标志位置为1后，表示此报文段的发送方数据发送完毕，请求释放连接。二 T CP三次握手过程TCP 三次握手的过程解决以下三个问题1.要是每一方都能确知对方的存在2.要允许双方协商一些参数(如窗口最大值，是否使用窗口扩大选项以及时间戳选项等)3.能够对运输实体资源(如缓冲大小、连接表中的项目等)进行分配掌握了这些，TCP 的三次握手就简单多了。下面我们就以动画形式进行拆解三次握手过程。初始状态 ：客户端处于closed(关闭)状态，服务器处于listen(监听)状态第一次握手 ：客户端发送请求报文将SYN = 1同步序列号和初始化序列号seq = x发送给服务端，发送完之后客户端处于SYN_Send状态。第二次握手 ：服务端受到SYN请求报文之后，如果同意连接，会以自己的同步序列号SYN(服务端) = 1、初始化序列号seq = y和确认序列号（期望下次收到的数据包）ack = x+ 1以及确认号ACK = 1报文作为应答，服务器为SYN_Receive状态。第三次握手 ： 客户端接收到服务端的SYN + ACK之后，知道可以下次可以发送了下一序列的数据包了，然后发送同步序列号ack = y + 1和数据包的序列号seq = x + 1以及确认号ACK = 1确认包作为应答，客户端转为established状态。三、为什么不能是一次、二次握手，而必须是三次握手？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。所谓“已失效的连接请求报文段”是这样产生的。考虑一种正常情况：A发出连接请求，但因连接请求报文丢失而未收到确认。于是A在重传一次连接请求，后来收到了确认，建立了连接。数据传输完毕后，就释放了连接。在此过程中，A一共发送了两个连接请求报文段，其中一个丢失，第二个到达了B。没有已经失效的报文段。但现在出现一种异常情况，即A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某些网络结点长时间滞留了，以至延误到连接释放以后的某个时间才到达B。本来这是一个早已经失效的报文段，但B收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出一次新的连接请求。于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立了。由于现在A并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬B的确认，也不会向B发送数据，但B却以为新的运输连接已经建立了，并一直等待A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。 采用三次握手的办法可以防止上述现象的发生，例如在刚才的情况下，A不会向B的确认发出确认。B由于收不到确认，就知道A并没有要求建立连接。

答: 服务器的SYN泛洪攻击。大致是这样的，在三次握手过程当中，服务器在第二次握手中就进行TCP相关资源分配，而对于一些恶意程序来说，它可以伪造大量的SYN，然后使得服务器不断地为其分配资源，而恶意程序不对其发送ACK确认，因此导致大量的服务器资源被耗尽。

传输控制协议（TCP，Transmission Control Protocol）是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的传输层通信协议，由IETF的RFC 793定义。 TCP旨在适应支持多网络应用的分层协议层次结构。 连接到不同但互连的计算机通信网络的主计算机中的成对进程之间依靠TCP提供可靠的通信服务。TCP假设它可以从较低级别的协议获得简单的，可能不可靠的数据报服务。 原则上，TCP应该能够在从硬线连接到分组交换或电路交换网络的各种通信系统之上操作。传输控制协议（TCP，Transmission Control Protocol）是为了在不可靠的互联网络上提供可靠的端到端字节流而专门设计的一个传输协议。互联网络与单个网络有很大的不同，因为互联网络的不同部分可能有截然不同的拓扑结构、带宽、延迟、数据包大小和其他参数。TCP的设计目标是能够动态地适应互联网络的这些特性，而且具备面对各种故障时的健壮性。三次握手过程理解第一次握手：建立连接时，客户端发送syn包（syn=x）到服务器，并进入SYN_SENT状态，等待服务器确认；SYN：同步序列编号（Synchronize Sequence Numbers）。第二次握手：服务器收到syn包，必须确认客户的SYN（ack=x+1），同时自己也发送一个SYN包（syn=y），即SYN+ACK包，此时服务器进入SYN_RECV状态；第三次握手：客户端收到服务器的SYN+ACK包，向服务器发送确认包ACK(ack=y+1），此包发送完毕，客户端和服务器进入ESTABLISHED（TCP连接成功）状态，完成三次握手。举个例子一对情侣准备周天去看电影。第一次握手 男孩发送：周天去看电影吧。第二次握手 女孩回应：好的。第三次握手 男孩回应：那说好了。1、为什么不能用两次握手进行连接？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。两次握手出现意外时，将会出现资源的浪费。握手分为Server s，Client c。两次握手，当C想要建立连接时发送一个SYN，然后等待ACK，结果这个SYN因为网络问题没有及时到达S，所以C在一段时间内没收到ACK后，再发送一个SYN，这次S顺利收到，接着C也收到ACK，这时C发送的第一个SYN终于到了S，对于S来说这是一个新连接请求，然后S又为这个连接申请资源，返回ACK，然而这个SYN是个无效的请求，C收到这个SYN的ACK后也并不会理会它，而S却不知道，S会一直为这个连接维持着资源，造成资源的浪费。三次握手出现错误时的应对措施第一次握手A发送SYN传输失败，A,B都不会申请资源，连接失败。如果一段时间内发出多个SYN连接请求，那么A只会接受它最后发送的那个SYN的SYN+ACK回应，忽略其他回应全部回应，B中多申请的资源也会释放第二次握手B发送SYN+ACK传输失败，A不会申请资源，B申请了资源，但收不到A的ACK，过一段时间释放资源。如果是收到了多个A的SYN请求，B都会回复SYN+ACK，但A只会承认其中它最早发送的那个SYN的回应，并回复最后一次握手的ACK第三次握手ACK传输失败，B没有收到ACK，释放资源，对于后序的A的传输数据返回RST。实际上B会因为没有收到A的ACK会多次发送SYN+ACK，次数是可以设置的，如果最后还是没有收到A的ACK，则释放资源，对A的数据传输返回RST。TCP的四次挥手（1）首先客户端想要释放连接，向服务器端发送一段TCP报文，其中：标记位为FIN，表示“请求释放连接“；序号为Seq=U；随后客户端进入FIN-WAIT-1阶段，即半关闭阶段。并且停止在客户端到服务器端方向上发送数据，但是客户端仍然能接收从服务器端传输过来的数据。注意：这里不发送的是正常连接时传输的数据(非确认报文)，而不是一切数据，所以客户端仍然能发送ACK确认报文。（2）服务器端接收到从客户端发出的TCP报文之后，确认了客户端想要释放连接，随后服务器端结束ESTABLISHED阶段，进入CLOSE-WAIT阶段（半关闭状态）并返回一段TCP报文。前"两次挥手"既让服务器端知道了客户端想要释放连接，也让客户端知道了服务器端了解了自己想要释放连接的请求。于是，可以确认关闭客户端到服务器端方向上的连接了（3）服务器端自从发出ACK确认报文之后，经过CLOSED-WAIT阶段，做好了释放服务器端到客户端方向上的连接准备，再次向客户端发出一段TCP报文，其中：标记位为FIN，ACK，表示“已经准备好释放连接了”。注意：这里的ACK并不是确认收到服务器端报文的确认报文。序号为Seq=W；确认号为Ack=U+1；表示是在收到客户端报文的基础上，将其序号Seq值加1作为本段报文确认号Ack的值。随后服务器端结束CLOSE-WAIT阶段，进入LAST-ACK阶段。并且停止在服务器端到客户端的方向上发送数据，但是服务器端仍然能够接收从客户端传输过来的数据。（4）客户端收到从服务器端发出的TCP报文，确认了服务器端已做好释放连接的准备，结束FIN-WAIT-2阶段，进入TIME-WAIT阶段，并向服务器端发送一段报文，其中：标记位为ACK，表示“接收到服务器准备好释放连接的信号”。序号为Seq=U+1；表示是在收到了服务器端报文的基础上，将其确认号Ack值作为本段报文序号的值。确认号为Ack=W+1；表示是在收到了服务器端报文的基础上，将其序号Seq值作为本段报文确认号的值。随后客户端开始在TIME-WAIT阶段等待2MSL服务器端收到从客户端发出的TCP报文之后结束LAST-ACK阶段，进入CLOSED阶段。由此正式确认关闭服务器端到客户端方向上的连接。客户端等待完2MSL之后，结束TIME-WAIT阶段，进入CLOSED阶段，由此完成“四次挥手”。后“两次挥手”既让客户端知道了服务器端准备好释放连接了，也让服务器端知道了客户端了解了自己准备好释放连接了。于是，可以确认关闭服务器端到客户端方向上的连接了，由此完成“四次挥手”。与“三次挥手”一样，在客户端与服务器端传输的TCP报文中，双方的确认号Ack和序号Seq的值，都是在彼此Ack和Seq值的基础上进行计算的，这样做保证了TCP报文传输的连贯性，一旦出现某一方发出的TCP报文丢失，便无法继续"挥手"，以此确保了"四次挥手"的顺利完成。为何要四次分手呢？我们在此之前先说说TCP异常断开的情况TCP异常断开1、如果已经建立了连接，但是一方突然出现故障了怎么办？TCP还设有一个保活计时器，显然，客户端如果出现故障，服务器不能一直等下去，白白浪费资源。服务器每收到一次客户端的请求后都会重新复位这个计时器，时间通常是设置为2小时，若两小时还没有收到客户端的任何数据，服务器就会发送一个探测报文段，以后每隔75秒钟发送一次。若一连发送10个探测报文仍然没反应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭连接。心跳检测机制在TCP网络通信中，经常会出现客户端和服务器之间的非正常断开，需要实时检测查询链接状态。常用的解决方法就是在程序中加入心跳机制。此外，还有Heart-Beat线程、设置TCP属性等机制。通俗理解断电、死机、这意味着所有状态信息的失,如同-个失忆的人,对外界的一-切是陌生的,即使重新启动、程序征常运行也是如此。另一方肯定还是有正常记忆的,但双方状态(记忆)不对称已经无法完成正常意义的沟通,所以最好的方法,就是让好的一方检测到记忆的不对称,然后把自己的记忆也释放( reset) ,双方再重新谈-场恋爰(TCP重连)。好的一方如何检测呢?TCP Keepalive默认情况下, TCP 120分钟会发送检测信号,如果对方没有回复, 会重试几次到放弃,然后宣布对方翘辫子,发送Reset释放连接。对方收到会莫名其妙,会默默地忽视,因为压根没有这个连接(掉电释放掉了)。2个小时是一个漫长的等待 ,滞留的TCP会话会-直站用资源， 这是一种浪费!Application Keepalive为了更快地检测对方已经Dead的事实,应用程序层面可以发送检测信号,比如5 -10分钟检测一次。通过以上两种常用方法,可以克服好的一方永久驻留在内存里的现状,释放是唯一正确的方法 !实, Application Keepalive除了检测对方是否在线,大的作用是为了避免存在于通信双方之间的NAT设备表超时删除,需要周期性地刷新保活。所以四次挥手也是为了能实时的断开连接，释放资源这也是为了应对意外情况比如客户端在发送一次断开报文后直接自行断开了连接。而这个连接服务器端却没有收到。此时服务器并不知道客户端已经断开了连接。在此期间会一直发送请求判断客户端是否连接。直到最后还没有回应，才会断开连接。TCP协议是一种面向连接的、可靠的、基于字节流的运输层通信协议。TCP是全双工模式，这就意味着，当主机1发出FIN报文段时，只是表示主机1已经没有数据要发送了，主机1告诉主机2，它的数据已经全部发送完毕了；但是，这个时候主机1还是可以接受来自主机2的数据；当主机2返回ACK报文段时，表示它已经知道主机1没有数据发送了，但是主机2还是可以发送数据到主机1的；当主机2也发送了FIN报文段时，这个时候就表示主机2也没有数据要发送了，就会告诉主机1，我也没有数据要发送了，之后彼此就会愉快的中断这次TCP连接。如果要正确的理解四次分手的原理，就需要了解四次分手过程中的状态变化。举个例子本来一对情侣约好周天去看电影如果是一次挥手即一方发送断开请求之后立即关闭连接。女孩不想去了，就发送：周天不去了，手机就关掉了（关闭连接），如果这个消息没有发送成功。男孩认为约会还是算数的。就一直等待，等待超时的时候询问：还在不在？此时女孩已经关机了，所以接受不到这个信息。男孩可能会等待两个小时之后才选择回去。如果是两次挥手。女孩不想去了，就发送：周天不去了。然后手机没有关机，想确认男孩有没有收到。因为是两次挥手。男孩接到信息后回应：好的。 就选择关机（断开连接，这里先看成男孩已经没有其他数据要发送，因为是两次挥手）。但是回应没有发送到。此时女孩就会一直等，并反复发送消息。但此时男孩已经关机了。女孩可能会反复发送很长时间才选择断开连接。或者男孩回复好的之后，女孩也接受到了，但男孩还有话没说完，想继续聊一聊之前的那个话题，这个话题还很重要。但是因为对面关闭连接也接收不到了。（这就可能出现传输过程中数据的不完整，不满足数据可靠）所以要等双方数据都传输完毕的四次挥手。 可以实时的关闭掉连接。