tcp连接的状态(统计tcp连接状态)

通信双方建立tcp连接后，主动关闭连接的一方在发送最后一个ack包后，进入time_wait状态(而不是直接进入close状态)。time_wait状态持续2msl时间，然后才是进入close状态。以客户端主动关闭连接为例：为什么客户端发送完最后一个ack后，要先进入time_wait状态，等过了2msl时间后，才能进入close状态呢？？原因有二：tcp协议在关闭连接的四次挥手过程中，最终的ack信号是又主动关闭连接的一方(文中我们统称为A端)发出来的。如果这个ack包丢失，对方(文中统称为B端)将重发出最终的FIN信号，因此A端必须维护状态信息，这样在time_wait这段时间内就可以允许A端对B端重发的fin包进行ack包的回应。如果A端不维持这个time_wait状态而是直接进入close状态，那么A端将响应RST分节，B端收到后将次分解解释成一个错误。因此，要实现tcp全双工链接的正常终止，必须处理终止过程中四个分节中任何一个分节的丢失情况，主动关闭连接的A端必须维持time_wait状态。tcp分节可能由于路由异常而”迷途“，在迷途期间，tcp发送端可能因确认超时而重发这个分节，但是迷途的分节在路由修正后也准确的被送到目的地，这个刺刀的迷途分节达到时可能会引起这么一个问题：在关闭"前一个连接"后，马上又重新建立起了一个相同的ip和端口之间的”新连接“，此时”前一个连接“的迷途分组在”前一个连接“终止后达到，而被”新连接“收到了。这肯定就有问题了。所以为了避免这种情况的出现，tcp协议不允许处于time_wait状态的连接启动一个新的可用连接，这样的话，靠着time_wait状态持续的2msl时间，就可以保证上一个连接的迷途分节在这个时间内从网路中消亡。注：TIME_WAIT状态维持时间是两个MSL时间长度，也就是在1-4分钟。Windows操作系统就是4分钟。参考

主要特点：面向连接、面向字节流、全双工通信、通信可靠。优缺点：应用场景：要求通信数据可靠时，即 数据要准确无误地传递给对方。如：传输文件：HTTP、HTTPS、FTP等协议；传输邮件：POP、SMTP等协议ps：首部的前 20 个字节固定，后面有 4n 字节根据需要增加。故 TCP首部最小长度 = 20字节（最大60个字节）。TCP报头中的源端口号和目的端口号同IP数据报中的源IP与目的IP唯一确定一条TCP连接。重要字段：客户端与服务器来回共发送三个TCP报文段来建立运输连接，三个TCP报文段分别为：（1）客户端A向服务器B发送的TCP请求报段“SYN=1,seq=x”；（2）服务器B向客户端A发送的TCP确认报文段“SYN=1,ACK=1,seq=y,ack=x+1”；（3）客户端A向服务器B发送的TCP确认报文段“ACK=1,seq=x+1,ack=y+1”。ps：在建立TCP连接之前，客户端和服务器都处于关闭状态（CLOSED）,直到客户端主动打开连接，服务器才被动打开连接（处于监听状态 = LISTEN）,等待客户端的请求。TCP 协议是一个面向连接的、安全可靠的传输层协议，三次握手的机制是为了保证能建立一个安全可靠的连接。通过上述三次握手，双方确认自己与对方的发送与接收是正常的，就建立起一条TCP连接，即可传送应用层数据。ps：因 TCP提供的是全双工通信，故通信双方的应用进程在任何时候都能发送数据；三次握手期间，任何1次未收到对面的回复，则都会重发。为什么两次握手不行呢？结论：防止服务器接收了早已经失效的连接请求报文，服务器同意连接，从而一直等待客户端请求，最终导致形成死锁、浪费资源。ps：SYN洪泛攻击：（具体见下文）为什么不需要四次握手呢？SYN 同步序列编号(Synchronize Sequence Numbers) 是 TCP/IP 建立连接时使用的握手信号。在客户机和服务器之间建立正常的 TCP 网络连接时，客户机首先发出一个 SYN 消息，服务器使用 SYN-ACK 应答表示接收到了这个消息，最后客户机再以 ACK确认序号标志消息响应。这样在客户机和服务器之间才能建立起可靠的 TCP 连接，数据才可以在客户机和服务器之间传递。如何来解决半连接攻击？如何来解决全连接攻击？请注意，现在 TCP 连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器设置的时间 2MSL（MSL：最长报文段寿命）后，客户端才能进入到 CLOSED 状态，然后撤销传输控制块，结束这次 TCP 连接。当然如果服务器一收到 客户端的确认就进入 CLOSED 状态，然后撤销传输控制块。所以在释放连接时，服务器结束 TCP 连接的时间要早于客户端。TCP是全双工的连接，必须两端同时关闭连接，连接才算真正关闭。简言之，客户端发送了 FIN 连接释放报文之后，服务器收到了这个报文，就进入了 CLOSE-WAIT 状态。这个状态是为了让服务器端发送还未传送完毕的数据，传送完毕之后，服务器才会发送 FIN 连接释放报文，对方确认后就完全关闭了TCP连接。举个例子：A 和 B 打电话，通话即将结束后，A 说“我没啥要说的了”，B回答“我知道了”，但是 B 可能还会有要说的话，A 不能要求 B 跟着自己的节奏结束通话，于是 B 可能又巴拉巴拉说了一通，最后 B 说“我说完了”，A 回答“知道了”，这样通话才算结束。ps：设想这样一个情景：客户端已主动与服务器建立了 TCP 连接。但后来客户端的主机突然发生故障。显然，服务器以后就不能再收到客户端发来的数据。因此，应当有措施使服务器不要再白白等待下去。这就需要使用TCP的保活计时器。基本原理：tcp11种状态及变迁其实基本包含在正常的三次握手和四次挥手中，除开CLOSING。正常的三次握手包括4中状态变迁：服务器打开监听(LISTEN)->客户端先发起SYN主动连接标识->服务器回复SYN及ACK确认->客户端再确认即三次握手TCP连接成功。这里边涉及四种状态及变迁：正常的四次握手包含6种tcp状态变迁，如主动发起关闭方为客户端：客户端发送FIN进入FIN_WAIT1 -> 服务器发送ACK确认并进入CLOSE_WAIT(被动关闭)状态->客户端收到ACK确认后进入FIN_WAIT2状态 -> 服务器再发送FIN进入LAST_ACK状态 -> 客户端收到服务器的FIN后发送ACK确认进入TIME_WAIT状态 -> 服务器收到ACK确认后进入CLOSED状态断开连接 -> 客户端在等待2MSL的时间如果期间没有收到服务器的相关包，则进入CLOSED状态断开连接。CLOSING状态：连接断开期间，一般是客户端发送一个FIN，然后服务器回复一个ACK，然后服务器发送完数据后再回复一个FIN，当客户端和服务器同时接受到FIN时，客户端和服务器处于CLOSING状态，也就是此时双方都正在关闭同一个连接。在进入CLOSING状态后，只要收到了对方对自己发送的FIN的ACK，收到FIN的ACK确认就进入TIME_WAIT状态，因此，如果RTT(Round Trip Time TCP包的往返延时)处在一个可接受的范围内，发出的FIN会很快被ACK从而进入到TIME_WAIT状态，CLOSING状态持续的时间就特别短，因此很难看到这种状态。我们知道网络层，可以实现两个主机之间的通信。但是这并不具体，因为，真正进行通信的实体是在主机中的进程，是一个主机中的一个进程与另外一个主机中的一个进程在交换数据。IP协议虽然能把数据报文送到目的主机，但是并没有交付给主机的具体应用进程。而端到端的通信才应该是应用进程之间的通信。应用场景：UDP协议比TCP协议的效率更高，TCP协议比UDP协议更加安全可靠。下面主要对数据传输出现错误/无应答/堵塞/超时/重复等问题。注意：TCP丢包：TCP是基于不可靠的网路实现可靠传输，肯定会存在丢包问题。如果在通信过程中，发现缺少数据或者丢包，那边么最大的可能性是程序发送过程或者接受过程中出现问题。总结：为了满足TCP协议不丢包，即保证可靠传输，规定如下：注意：TCP丢包有三方面的原因，一是网络的传输质量不好，二是安全策略，三是服务器性能瓶颈先理解2个基础概念：发送窗口、接收窗口工作原理：注意点：关于滑动窗口的知识点：滑动窗口中的数据类型：ARQ解决的问题：出现差错时，让发送方重传差错数据：即 出错重传类型：流量控制和拥塞控制解决的问题：当接收方来不及接收收到的数据时，可通知发送方降低发送数据的效率：即 速度匹配流量控制：注意：拥塞控制：慢开始与拥塞避免：快重传和快恢复：补充：流量控制和拥塞控制的区别什么情况造成TCP粘包和拆包？解决TCP粘包和拆包的方法：传输层无法保证数据的可靠传输，只能通过应用层来实现了。实现的方式可以参照tcp可靠性传输的方式，只是实现不在传输层，实现转移到了应用层。最简单的方式是在应用层模仿传输层TCP的可靠性传输。下面不考虑拥塞处理，可靠UDP的简单设计。https://www.jianshu.com/p/65605622234bhttp://www.open-open.com/lib/view/open1517213611158.htmlhttps://blog.csdn.net/dangzhangjing97/article/details/81008836https://blog.csdn.net/qq_30108237/article/details/107057946https://www.jianshu.com/p/6c73a4585eba

为什么要有三次握手，因为如果只有两次握手，那么第一次：客户端发送一个syn包给服务器，里面有一个随机生成的syn，然后客户端处于syn_send状态第二次：服务端收到客户端发来的syn包之后，确认syn包，也就是生成一个ack=syn+1，然后再自己随机生成一个syn包，即syn+ack包，然后返回给客户端，自己变成syn_recv状态第三次：客户端收到服务端发来的syn+ack包之后，确认ack是正确的之后，返回一个ack=syn+1给服务端，此包发送完毕，客户端进入了ESTABLISHED状态，服务端收到ack包后也进入ESTABLISHED状态。SYN攻击，当第二次握手服务端发送了syn+ack包之后，收到客户端发送的ack之前这段时间的tcp链接成为半连接，此时服务端处于syn_recv状态。当大量客户端随机IP疯狂发送tcp链接请求时，客户端以为是不同用户的请求，所以队列中全是半连接，然后导致服务器宕机，正常请求被丢弃。第一个包发送过程丢失A会周期性超时重传，直到收到B的确认第二个包发送过程丢失B会周期性超时重传，直到收到A的确认第三个包发送过程丢失A发送完数据后单方面进入TCP的ESTABLISHED状态，B还处于半链接：TCP协议为什么需要三次握手？第一次：客户端发送一个fin给服务端表示自己要断开连接了，然后进入fin_wait_1状态第二次：服务端收到fin后，发送一个ack=fin+1给客户端，服务端进入close_wait状态，客户端进入fin_wait_2状态第三次：服务端发送一个fin，用来关闭服务端到客户端的数据传输，服务端进入last_ack状态第四次：客户端收到fin后，进入time_wait状态，然后发送一个ack=fin+1给服务端，服务端确认后进入close状态，完成四次挥手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。答案解析：浏览器对并发请求的数目限制是针对域名的，即针对同一域名（包括二级域名）在同一时间支持的并发请求数量的限制。如果请求数目超出限制，则会阻塞。因此，网站中对一些静态资源，使用不同的一级域名，可以提升浏览器并行请求的数目，加速界面资源的获取速度。在 HTTP/1.0 中，一个http请求收到服务器响应后，会断开对应的TCP连接。这样每次请求，都需要重新建立TCP连接，这样一直重复建立和断开的过程，比较耗时。所以为了充分利用TCP连接，可以设置头字段 Connection: keep-alive ，这样http请求完成后，就不会断开当前的TCP连接，后续的http请求可以使用当前TCP连接进行通信。第一次访问有初始化连接和SSL开销初始化连接和SSL开销消失了，说明使用的是同一个TCP连接。HTTP/1.1 将 Connection 写入了标准，默认值为 keep-alive 。除非强制设置为 Connection: close ，才会在请求后断开TCP连接。所以这一题的答案就是：默认情况下建立的TCP连接不会断开，只有在请求头中设置 Connection: close 才会在请求后关闭TCP连接。HTTP/1.1 中，单个TCP连接，在同一时间只能处理一个http请求，虽然存在Pipelining技术支持多个请求同时发送，但由于实践中存在很多问题无法解决，所以浏览器默认是关闭，所以可以认为是不支持同时多个请求。HTTP2 提供了多路传输功能，多个http请求，可以同时在同一个TCP连接中进行传输。页面资源请求时，浏览器会同时和服务器建立多个TCP连接，在同一个TCP连接上顺序处理多个HTTP请求。所以浏览器的并发性就体现在可以建立多个TCP连接，来支持多个http同时请求。Chrome浏览器最多允许对同一个域名Host建立6个TCP连接，不同的浏览器有所区别。补充如果图片都是HTTPS的连接，并且在同一域名下，浏览器会先和服务器协商使用 HTTP2 的 Multiplexing 功能进行多路传输，不过未必所有的挂在这个域名下的资源都会使用同一个TCP连接。如果用不了HTTPS或者HTTP2（HTTP2是在HTTPS上实现的），那么浏览器会就在同一个host建立多个TCP连接，每一个TCP连接进行顺序请求资源。参考：[1]. 第8题-浏览器HTTP请求并发数和TCP连接的关系

通过设置linux参数 net.ipv4.tcp_fin_timeout = 30 ，可以调整如发现系统存在大量TIME_WAIT状态的连接，通过调整内核参数解决：编辑文件/etc/sysctl.conf，加入以下内容tcp 通过序列号seq记录已经发送的数据刻度，通过ack记录已经接收的数据量。seq记录的是发送的数据，ack记录的是接收的数据量。单位是字节（8bit）tcp在每次发包时都会计算往复时间及其偏差。将这个往返时间和偏差相加，重发超时时间就是比这个总和要稍大一点的值。由于最初的数据包还不知道往返时间，所以其重发超时一般设置为6s左右。在建立tcp连接时，三次握手的时候会计算mss（最大消息长度），建立连接的双方会把自己的接口能适应的mss值放到tcp首部里面发送给对方，最后取较小的那个mss。tcp窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值，窗口大小为4个端。即在收到确认应答之前可以发送的数据的段数。接收端没有按序列顺序收到数据端时，会不停的发送确认应答，并将当前收到的顺序出问题的数据放到缓冲区。发送端连续三次收到相同序列号的数据段时，会重新发送该段的数据。接收端在接收到遗失的数据的时候会将数据与缓冲区的数据组合，重新按顺序确定ack的序列号，继续接收数据。tcp窗口的大小是由接收端的处理能力决定的，接收端会在ack的tcp首部中将能处理的窗口大小传给发送端。拥塞窗口是限制每次发送的数据的大小，初始值是1mss，也就是慢启动。随着正常的收发的进行，拥塞窗口的值会不断的增加。但是不会超过接收端处理窗口的大小。一开始拥塞窗口每次都会翻倍的增长，在超过慢启动阈值后增长速度会减慢。增长速率=一个数据段的大小 / 拥塞窗口的大小 *一个数据段的大小超时重发时，拥塞窗口会变为1mss， 慢启动阈值为原有窗口的一半重复确认应答时，慢启动阈值为原有窗口的一半，拥塞窗口会变为慢启动阈值+3数据端，1、已发送的数据收到了ack回执2、可以发送mss大小的数据时只有以上两个数据都满足时才发送数据。会有延迟，对延迟敏感的需求可以关。1、收到2*最大端长度的数据2、最大延迟0.5s发送确认应答将tcp的确认应答和回执数据通过一个包发送。接收数据之后等待应用处理生成返回数据以后在发送回复时同时发送回执。需要开启延迟确认应答。

unix的哲学是一切皆文件，可以把socket看成是一种特殊的文件，而一些socket函数就是对其进行的操作api（读/写IO、打开、关闭）。我们知道普通文件的打开操作（open）返回一个文件描述字，与之类似，socket()用于创建一个socket描述符（socket descriptor），它唯一标识一个socket。当我们调用socket创建一个socket时，返回的socket描述字它存在于协议族（address family，AF_XXX）空间中，但没有一个具体的地址。如果想要给它赋值一个地址，就必须调用bind()函数，sockfd即socket描述字，它是通过socket()函数创建了，唯一标识一个socket。bind()函数就是将给这个描述字绑定一个名字。在将一个地址绑定到socket的时候，需要先将主机字节序转换成为网络字节序，而不要假定主机字节序跟网络字节序一样使用的是Big-Endian。由于这个问题曾引发过不少血案，谨记对主机字节序不要做任何假定，务必将其转化为网络字节序再赋给socket。这里的主机字节序就是我们平常说的大端和小端模式：不同的CPU有不同的字节序类型，这些字节序是指整数在内存中保存的顺序，这个叫做主机序。引用标准的Big-Endian和Little-Endian的定义如下：listen函数的第一个参数即为要监听的socket描述字，第二个参数为socket可以接受的排队的最大连接个数。listen函数表示等待客户的连接请求。connect函数的第一个参数即为客户端的socket描述字，第二参数为服务器的socket地址，第三个参数为socket地址的长度。客户端通过调用connect函数来建立与TCP服务器的连接。TCP服务器端依次调用socket()、bind()、listen()之后，就会监听指定的socket地址了。TCP客户端依次调用socket()、connect()之后就向TCP服务器发送连接请求。TCP服务器监听到这个请求之后，就会调用accept()函数去接收请求，这样连接就建立好了(在connect之后就建立好了三次连接)，之后就可以开始进行类似于普通文件的网络I/O操作了。如果accpet成功，那么其返回值是由内核自动生成的一个全新的描述字，代表与客户的TCP连接。accept的第一个参数为服务器的socket描述字，是服务器开始调用socket()函数生成的，称为监听socket描述字；而accept函数返回的是已连接的socket描述字。一个服务器通常通常仅仅只创建一个监听socket描述字，它在该服务器的生命周期内一直存在。内核为每个由服务器进程接受的客户连接创建了一个已连接socket描述字，当服务器完成了对某个客户的服务，相应的已连接socket描述字就被关闭。read函数是负责从fd中读取内容.当读成功时，read返回实际所读的字节数，如果返回的值是0表示已经读到文件的结束了，小于0表示出现了错误。如果错误为EINTR说明读是由中断引起的，如果是ECONNREST表示网络连接出了问题。write函数将buf中的nbytes字节内容写入文件描述符fd.成功时返回写的字节数。失败时返回-1，并设置errno变量。 在网络程序中，当我们向套接字文件描述符写时有俩种可能。1)write的返回值大于0，表示写了部分或者是全部的数据。2)返回的值小于0，此时出现了错误在服务器与客户端建立连接之后，会进行一些读写操作，完成了读写操作就要关闭相应的socket描述字，类似于操作完打开的文件要调用fclose关闭打开的文件。close一个TCP socket的缺省行为时把该socket标记为已关闭，然后立即返回到调用进程。该描述字不能再由调用进程使用，也就是说不能再作为read或write的第一个参数close操作只是使相应socket描述字的引用计数-1，只有当引用计数为0的时候，才会触发TCP客户端向服务器发送终止连接请求。我们知道tcp建立连接要进行“三次握手”，即交换三个分组。大致流程如下：客户端向服务器发送一个SYN J服务器向客户端响应一个SYN K，并对SYN J进行确认ACK J+1客户端再想服务器发一个确认ACK K+1socket中TCP的四次握手释放连接详解某个应用进程首先调用close主动关闭连接，这时TCP发送一个FIN M；另一端接收到FIN M之后，执行被动关闭，对这个FIN进行确认。一段时间之后，服务端调用close关闭它的socket。这导致它的TCP也发送一个FIN N；接收到这个FIN的源发送端TCP对它进行确认,这样每个方向上都有一个FIN和ACK。为什么要三次握手由于tcp连接是全双工的，存在着双向的读写通道，每个方向都必须单独进行关闭。当一方完成它的数据发送任务后就可以发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到FIN只意味着这个方向上没有数据流动，但并不表示在另一个方向上没有读写，所以要双向的读写关闭需要四次握手，3. time_wait状态如何避免？首先服务器可以设置SO_REUSEADDR套接字选项来通知内核，如果端口忙，但TCP连接位于TIME_WAIT状态时可以重用端口。在一个非常有用的场景就是，如果你的服务器程序停止后想立即重启，而新的套接字依旧希望使用同一端口，此时SO_REUSEADDR选项就可以避免TIME_WAIT状态。1.客户端连接服务器的80服务，这时客户端会启用一个本地的端口访问服务器的80，访问完成后关闭此连接，立刻再次访问服务器的80，这时客户端会启用另一个本地的端口，而不是刚才使用的那个本地端口。原因就是刚才的那个连接还处于TIME_WAIT状态。2.客户端连接服务器的80服务，这时服务器关闭80端口，立即再次重启80端口的服务，这时可能不会成功启动，原因也是服务器的连接还处于TIME_WAIT状态。实战分析：状态描述：CLOSED：无连接是活动的或正在进行LISTEN：服务器在等待进入呼叫SYN_RECV：一个连接请求已经到达，等待确认SYN_SENT：应用已经开始，打开一个连接ESTABLISHED：正常数据传输状态FIN_WAIT1：应用说它已经完成FIN_WAIT2：另一边已同意释放ITMED_WAIT：等待所有分组死掉CLOSING：两边同时尝试关闭TIME_WAIT：另一边已初始化一个释放LAST_ACK：等待所有分组死掉命令解释：如何尽量处理TIMEWAIT过多?编辑内核文件/etc/sysctl.conf，加入以下内容：net.ipv4.tcp_syncookies = 1 表示开启SYN Cookies。当出现SYN等待队列溢出时，启用cookies来处理，可防范少量SYN攻击，默认为0，表示关闭；net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1 表示开启重用。允许将TIME-WAIT sockets重新用于新的TCP连接，默认为0，表示关闭；net.ipv4.tcp_tw_recycle = 1 表示开启TCP连接中TIME-WAIT sockets的快速回收，默认为0，表示关闭。net.ipv4.tcp_fin_timeout 修改系默认的 TIMEOUT 时间然后执行 /sbin/sysctl -p 让参数生效./etc/sysctl.conf是一个允许改变正在运行中的Linux系统的接口，它包含一些TCP/IP堆栈和虚拟内存系统的高级选项，修改内核参数永久生效。简单来说，就是打开系统的TIMEWAIT重用和快速回收。本文主要讲述了socket的主要api，以及tcp的连接过程和其中各个阶段的连接状态，理解这些是更深入了解tcp的基础！