tcp连接爆发(查看tcp连接的命令)

TCP/IP协议是什么TCP和UDP处在同一层---运输层，但是TCP和UDP最不同的地方是，TCP提供了一种可靠的数据传输服务，TCP是面向连接的，也就是说，利用TCP通信的两台主机首先要经历一个“拨打电话”的过程，等到通信准备结束才开始传输数据，最后结束通话。所以TCP要比UDP可靠的多，UDP是把数据直接发出去，而不管对方是不是在收信，就算是UDP无法送达，也不会产生ICMP差错报文，这一经时重申了很多遍了。把TCP保证可靠性的简单工作原理:应用数据被分割成TCP认为最适合发送的数据块。这和UDP完全不同，应用程序产生的 数据报长度将保持不变。由TCP传递给IP的信息单位称为报文段或段当TCP发出一个段后，它启动一个定时器，等待目的端确认收到这个报文段。如果不能 及时收到一个确认，将重发这个报文段.当TCP收到发自TCP连接另一端的数据，它将发送一个确认。这个确认不是立即发送，通常将推迟几分之一秒.TCP将保持它首部和数据的检验和。这是一个端到端的检验和，目的是检测数据在传输 过程中的任何变化。如果收到段的检验和有差错， T P将丢弃这个报文段和不确认收到此报文段(希望发端超时并重发)。既然TCP报文段作为IP数据报来传输，而IP数据报的到达可能会失序，因此TCP报文段 的到达也可能会失序。如果必要， TCP将对收到的数据进行重新排序，将收到的数据以正确的顺序交给应用层。TCP还能提供流量控制。TCP连接的每一方都有固定大小的缓冲空间。TCP的接收端只允许另一端发送接收端缓冲区所能接纳的数据。这将防止较快主机致使较慢主机的缓冲区溢出。从这段话中可以看到，TCP中保持可靠性的方式就是超时重发，这是有道理的，虽然TCP也可以用各种各样的ICMP报文来处理这些，但是这也不是可靠的，最可靠的方式就是只要不得到确认，就重新发送数据报，直到得到对方的确认为止。TCP的首部和UDP首部一样，都有发送端口号和接收端口号。但是显然，TCP的首部信息要比UDP的多，可以看到，TCP协议提供了发送和确认所需要的所有必要的信息。可以想象一个TCP数据的发送应该是如下的一个过程。双方建立连接发送方给接受方TCP数据报，然后等待对方的确认TCP数据报，如果没有，就重新发，如果有，就发送下一个数据报。接受方等待发送方的数据报，如果得到数据报并检验无误，就发送ACK(确认)数据报，并等待下一个TCP数据报的到来。直到接收到FIN(发送完成数据报)中止连接可以想见，为了建立一个TCP连接，系统可能会建立一个新的进程(最差也是一个线程)，来进行数据的传送--TCP协议TCP是一个面向连接的协议，在发送输送之前 ，双方需要确定连接。而且，发送的数据可以进行TCP层的分片处理。TCP连接的建立过程 ，可以看成是三次握手 。而连接的中断可以看成四次握手 。1.连接的建立在建立连接的时候，客户端首先向服务器申请打开某一个端口(用SYN段等于1的TCP报文)，然后服务器端发回一个ACK报文通知客户端请求报文收到，客户端收到确认报文以后再次发出确认报文确认刚才服务器端发出的确认报文(绕口么)，至此，连接的建立完成。这就叫做三次握手。如果打算让双方都做好准备的话，一定要发送三次报文，而且只需要三次报文就可以了。可以想见，如果再加上TCP的超时重传机制，那么TCP就完全可以保证一个数据包被送到目的地。2.结束连接TCP有一个特别的概念叫做half-close，这个概念是说，TCP的连接是全双工(可以同时发送和接收)连接，因此在关闭连接的`时候，必须关闭传和送两个方向上的连接。客户机给服务器一个FIN为1的TCP报文，然后服务器返回给客户端一个确认ACK报文，并且发送一个FIN报文，当客户机回复ACK报文后(四次握手)，连接就结束了。3.最大报文长度在建立连接的时候，通信的双方要互相确认对方的最大报文长度(MSS)，以便通信。一般这个SYN长度是MTU减去固定IP首部和TCP首部长度。对于一个以太网，一般可以达到1460字节。当然如果对于非本地的IP，这个MSS可能就只有536字节，而且，如果中间的传输网络的MSS更加的小的话，这个值还会变得更小。4.客户端应用程序的状态迁移图客户端的状态可以用如下的流程来表示：CLOSED->SYN_SENT->ESTABLISHED->FIN_WAIT_1->FIN_WAIT_2->TIME_WAIT->CLOSED以上流程是在程序正常的情况下应该有的流程，从书中的图中可以看到，在建立连接时，当客户端收到SYN报文的ACK以后，客户端就打开了数据交互地连接。而结束连接则通常是客户端主动结束的，客户端结束应用程序以后，需要经历FIN_WAIT_1，FIN_WAIT_2等状态，这些状态的迁移就是前面提到的结束连接的四次握手。5.服务器的状态迁移图服务器的状态可以用如下的流程来表示：CLOSED->LISTEN->SYN收到->ESTABLISHED->CLOSE_WAIT->LAST_ACK->CLOSED在建立连接的时候，服务器端是在第三次握手之后才进入数据交互状态，而关闭连接则是在关闭连接的第二次握手以后(注意不是第四次)。而关闭以后还要等待客户端给出最后的ACK包才能进入初始的状态。6.TCP服务器设计前面曾经讲述过UDP的服务器设计，可以发现UDP的服务器完全不需要所谓的并发机制，它只要建立一个数据输入队列就可以。但是TCP不同，TCP服务器对于每一个连接都需要建立一个独立的进程(或者是轻量级的，线程)，来保证对话的独立性。所以TCP服务器是并发的。而且TCP还需要配备一个呼入连接请求队列(UDP服务器也同样不需要)，来为每一个连接请求建立对话进程，这也就是为什么各种TCP服务器都有一个最大连接数的原因。而根据源主机的IP和端口号码，服务器可以很轻松的区别出不同的会话，来进行数据的分发。TCP的交互数据流对于交互性要求比较高的应用，TCP给出两个策略来提高发送效率和减低网络负担：(1)捎带ACK。(2)Nagle算法(一次尽量多的发数据)捎带ACK的发送方式这个策略是说，当主机收到远程主机的TCP数据报之后，通常不马上发送ACK数据报，而是等上一个短暂的时间，如果这段时间里面主机还有发送到远程主机的TCP数据报，那么就把这个ACK数据报“捎带”着发送出去，把本来两个TCP数据报整合成一个发送。一般的，这个时间是200ms。可以明显地看到这个策略可以把TCP数据报的利用率提高很多。Nagle算法上过bbs的人应该都会有感受，就是在网络慢的时候发贴，有时键入一串字符串以后，经过一段时间，客户端“发疯”一样突然回显出很多内容，就好像数据一下子传过来了一样，这就是Nagle算法的作用。Nagle算法是说，当主机A给主机B发送了一个TCP数据报并进入等待主机B的ACK数据报的状态时，TCP的输出缓冲区里面只能有一个TCP数据报，并且，这个数据报不断地收集后来的数据，整合成一个大的数据报，等到B主机的ACK包一到，就把这些数据“一股脑”的发送出去。虽然这样的描述有些不准确，但还算形象和易于理解，我们同样可以体会到这个策略对于低减网络负担的好处。在编写插口程序的时候，可以通过TCP_NODELAY来关闭这个算法。并且，使用这个算法看情况的，比如基于TCP的X窗口协议，如果处理鼠标事件时还是用这个算法，那么“延迟”可就非常大了。 ;

TCP/IP详解--接收RST回应的几种情况：1、端口未打开服务器程序端口未打开而客户端来连接。这种情况是最为常见和好理解的一种了。去telnet一个未打开的TCP的端口可能会出现这种错误。这个和操作系统的实现有关。在某些情况下，操作系统也会完全不理会这些发到未打开端口请求。2、请求超时曾经遇到过这样一个情况:一个客户端连接服务器，connect返回-1并且error=EINPROGRESS。 直接telnet发现网络连接没有问题。ping没有出现丢包。用抓包工具查看，客户端是在收到服务器发出的SYN之后就莫名其妙的发送了RST。3、提前关闭关于TCP，我想我们在教科书里都读到过一句话，'TCP是一种可靠的连接'。 而这可靠有这样一种含义，那就是操作系统接收到的来自TCP连接中的每一个字节，我都会让应用程序接收到。扩展资料TCP/IP连接三次握手在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。第一次握手：建立连接时,客户端发送syn包(syn=j)到服务器,并进入SYN_SEND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=j+1）,同时自己也发送一个SYN包（syn=k）,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=k+1),此包发送完毕,客户端和服务器进入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。
1、首先，创建tcp服务器，创建的方式如下面图中所示，先创建一个net服务，然后监听connect和data事件，并对收到的数据进行确认，监听端口8431。2、创建tcp客户端，连接上面建立的tcp服务器，并发送 你好，并接收来自服务器的确认信息。3、下面显示的是服务器接收到的数据，并显示出来，然后向客户端发送数据确认。4、显示来自服务器的确认数据，这样一个tcp服务器和客户端就建立起来了。
仅从抓包信息看是服务器的一个流量控制机制启动了。服务器发回rst位，同时win置为0，是告诉客户端不要发包。按tcp流控机制来说，此时客户端应该停止发包，直至服务器发送信息告诉客户端可以继续发送。

这是我网络中找的参考，希望对你有帮助。 在多线程任务中，TCP任务通过三次握手能建立可靠的连接，但是经常会发生在数据传输或通信时发生网络突然断开或者长时间连接空循环监听而未进行操作，需要在软件设计时考虑程序运行中检测到服务器对客户端的这一“虚连接”现象。如果主机崩溃，write是否阻塞取决于内核的tcp缓冲区，但read将一直阻塞，直到超时ETIMEOUT，或由于某些中间路由器的原因返回EHOSTUNREACH/ENETUNREACH。select不能检测到该情况。如果主机崩溃并重起，客户的write到达主机时主机响应RST，客户的read将返ECONNRESET。此处的”非正常断开”指TCP连接不是以优雅的方式断开,如网线故障等物理链路的原因,还有突然主机断电等原因。心跳机制有两种方法可以检测:1.TCP连接双方定时发握手消息2.利用TCP协议栈中的KeepAlive探测第二种方法简单可靠,只需对TCP连接两个Socket设定KeepAlive探测,所以本文只讲第二种方法在Linux,Window2000下的实现(在其它的平台上没有作进一步的测试)1）Windows平台C代码//定义结构及宏struct TCP_KEEPALIVE {u_longonoff;u_longkeepalivetime;u_longkeepaliveinterval;} ;#define SIO_KEEPALIVE_VALS _WSAIOW(IOC_VENDOR,4)//KeepAlive实现TCP_KEEPALIVE inKeepAlive = {0}; //输入参数unsigned long ulInLen = sizeof(TCP_KEEPALIVE);TCP_KEEPALIVE outKeepAlive = {0}; //输出参数unsigned long ulOutLen = sizeof(TCP_KEEPALIVE);unsigned long ulBytesReturn = 0;//设置socket的keep alive为5秒，并且发送次数为3次inKeepAlive.onoff = 1;inKeepAlive.keepaliveinterval = 5000; //两次KeepAlive探测间的时间间隔inKeepAlive.keepalivetime = 5000; //开始首次KeepAlive探测前的TCP空闭时间if (WSAIoctl((unsigned int)s, SIO_KEEPALIVE_VALS,(LPVOID)&inKeepAlive, ulInLen,(LPVOID)&outKeepAlive, ulOutLen,&ulBytesReturn, NULL, NULL) == SOCKET_ERROR){ACE_DEBUG ((LM_INFO,ACE_TEXT ("(%P|%t) WSAIoctl failed. error code(%d)!n"), WSAGetLastError()));}//定义结构及宏 struct TCP_KEEPALIVE { u_longonoff; u_longkeepalivetime; u_longkeepaliveinterval; } ; #define SIO_KEEPALIVE_VALS _WSAIOW(IOC_VENDOR,4) //KeepAlive实现 TCP_KEEPALIVE inKeepAlive = {0}; //输入参数 unsigned long ulInLen = sizeof(TCP_KEEPALIVE); TCP_KEEPALIVE outKeepAlive = {0}; //输出参数 unsigned long ulOutLen = sizeof(TCP_KEEPALIVE); unsigned long ulBytesReturn = 0; //设置socket的keep alive为5秒，并且发送次数为3次 inKeepAlive.onoff = 1; inKeepAlive.keepaliveinterval = 5000; //两次KeepAlive探测间的时间间隔 inKeepAlive.keepalivetime = 5000; //开始首次KeepAlive探测前的TCP空闭时间 if (WSAIoctl((unsigned int)s, SIO_KEEPALIVE_VALS, (LPVOID)&inKeepAlive, ulInLen, (LPVOID)&outKeepAlive, ulOutLen, &ulBytesReturn, NULL, NULL) == SOCKET_ERROR) { ACE_DEBUG ((LM_INFO, ACE_TEXT ("(%P|%t) WSAIoctl failed. error code(%d)!n"), WSAGetLastError())); }2）Linux平台C代码#include……////KeepAlive实现//下面代码要求有ACE,如果没有包含ACE,则请把用到的ACE函数改成linux相应的接口int keepAlive = 1;//设定KeepAliveint keepIdle = 5;//开始首次KeepAlive探测前的TCP空闭时间int keepInterval = 5;//两次KeepAlive探测间的时间间隔int keepCount = 3;//判定断开前的KeepAlive探测次数if(setsockopt(s,SOL_SOCKET,SO_KEEPALIVE,(void*)&keepAlive,sizeof(keepAlive)) == -1){ACE_DEBUG ((LM_INFO,ACE_TEXT ("(%P|%t) setsockopt SO_KEEPALIVE error!n")));}if(setsockopt(s,SOL_TCP,TCP_KEEPIDLE,(void *)&keepIdle,sizeof(keepIdle)) == -1){ACE_DEBUG ((LM_INFO,ACE_TEXT ("(%P|%t) setsockopt TCP_KEEPIDLE error!n")));}if(setsockopt(s,SOL_TCP,TCP_KEEPINTVL,(void *)&keepInterval,sizeof(keepInterval)) == -1){ACE_DEBUG ((LM_INFO,ACE_TEXT ("(%P|%t) setsockopt TCP_KEEPINTVL error!n")));}if(setsockopt(s,SOL_TCP,TCP_KEEPCNT,(void *)&keepCount,sizeof(keepCount)) == -1){ACE_DEBUG ((LM_INFO,ACE_TEXT ("(%P|%t)setsockopt TCP_KEEPCNT error!n")));}心跳机制：定时发送一个自定义的结构体(心跳包)，让对方知道自己还活着，以确保连接的有效性。网络中的接收和发送数据都是使用WINDOWS中的SOCKET进行实现。但是如果此套接字已经断开，那发送数据和接收数据的时候就一定会有问题。可是如何判断这个套接字是否还可以使用呢？这个就需要在系统中创建心跳机制。其实TCP中已经为我们实现了一个叫做心跳的机制。如果你设置了心跳，那TCP就会在一定的时间（比如你设置的是3秒钟）内发送你设置的次数的心跳（比如说2次），并且此信息不会影响你自己定义的协议。所谓“心跳”就是定时发送一个自定义的结构体（心跳包或心跳帧），让对方知道自己“在线”。以确保链接的有效性。所谓的心跳包就是客户端定时发送简单的信息给服务器端告诉它我还在而已。代码就是每隔几分钟发送一个固定信息给服务端，服务端收到后回复一个固定信息如果服务端几分钟内没有收到客户端信息则视客户端断开。比如有些通信软件长时间不使用，要想知道它的状态是在线还是离线就需要心跳包，定时发包收包。发包方：可以是客户也可以是服务端，看哪边实现方便合理。一般是客户端。服务器也可以定时轮询发心跳下去。心跳包之所以叫心跳包是因为：它像心跳一样每隔固定时间发一次，以此来告诉服务器，这个客户端还活着。事实上这是为了保持长连接，至于这个包的内容，是没有什么特别规定的，不过一般都是很小的包，或者只包含包头的一个空包。在TCP的机制里面，本身是存在有心跳包的机制的，也就是TCP的选项。系统默认是设置的是2小时的心跳频率。但是它检查不到机器断电、网线拔出、防火墙这些断线。而且逻辑层处理断线可能也不是那么好处理。一般，如果只是用于保活还是可以的。心跳包一般来说都是在逻辑层发送空的包来实现的。下一个定时器，在一定时间间隔下发送一个空包给客户端，然后客户端反馈一个同样的空包回来，服务器如果在一定时间内收不到客户端发送过来的反馈包，那就只有认定说掉线了。只需要send或者recv一下，如果结果为零，则为掉线。但是，在长连接下，有可能很长一段时间都没有数据往来。理论上说，这个连接是一直保持连接的，但是实际情况中，如果中间节点出现什么故障是难以知道的。更要命的是，有的节点（防火墙）会自动把一定时间之内没有数据交互的连接给断掉。在这个时候，就需要我们的心跳包了，用于维持长连接，保活。在获知了断线之后，服务器逻辑可能需要做一些事情，比如断线后的数据清理呀，重新连接呀当然，这个自然是要由逻辑层根据需求去做了。总的来说，心跳包主要也就是用于长连接的保活和断线处理。一般的应用下，判定时间在30-40秒比较不错。如果实在要求高，那就在6-9秒。TCP连接异常断开后操作系统会告诉你，你查询套接字的状态会得到异常，或者当发现函数失败WSAGetLastError的时候也会得到内核的通知。// 发送回应消息int nSend = Send4IntMsg(sock, (char*)(LPCTSTR)strSendBuf,strSendBuf.GetLength(), errMsg);if (nSend < 0) //发送消息失败closesocket(sock);//重新连接 在B/S编程和UDP编程时才用到心跳。比如定期向web服务器发一个request证明自己在线。http协议是请求一下就断开了，每次都要重新连接，重新请求，这种情况下才有必要用心跳机制。一般的TCP通信都是长连接，不可能频繁连接和断开。对于长期保持连接的情况，一旦断开，操作系统底层都会通知你，你需要解决的是如何获取到系统的通知。
TCP/IP 指传输控制协议/因特网互联协议（Transmission Control Protocol / Internet Protocol），又名网络通讯协议

TCP连接中 ，A向B发起连接， 如果A短时间内重复上一个连接问题几万甚至几十万次，会出现B来不及处理，最终导致处理服务中断。这就是的典型的DDoS攻击（分布式拒绝服务攻击）。

传输控制协议（TransmissionControlProtocol,TCP）TCP协议主为了在主机间实现高可靠性的包交换传输协议。本文将描述协议标准和实现的一些方法。因为计算机网络在现代社会中已经是不可缺少的了，TCP协议主要在网络不可靠的时候完成通信，对军方可能特别有用，但是对于政府和商用部门也适用。TCP是面向连接的端到端的可靠协议。它支持多种网络应用程序。TCP对下层服务没有多少要求，它假定下层只能提供不可靠的数据报服务，它可以在多种硬件构成的网络上运行。下面的图是TCP在层次式结构中的位置，它的下层是IP协议，TCP可以根据IP协议提供的服务传送大小不定的数据，IP协议负责对数据进行分段，重组，在多种网络中传送。TCP的上面就是应用程序，下面是IP协议，上层接口包括一系列类似于操作系统中断的调用。对于上层应用程序来说，TCP应该能够异步传送数据。下层接口我们假定为IP协议接口。为了在并不可靠的网络上实现面向连接的可靠的传送数据，TCP必须解决可靠性，流量控制的问题，必须能够为上层应用程序提供多个接口，同时为多个应用程序提供数据，同时TCP必须解决连接问题，这样TCP才能称得上是面向连接的，最后，TCP也必须能够解决通信安全性的问题。网络环境包括由网关（或其它设备）连接的网络，网络可以是局域网也可以是一些城域网或广域网，但无论它们是什么，它们必须是基于包交换的。主机上不同的协议有不同的端口号，一对进程通过这个端口号进行通信。这个通信不包括计算机内的I/O操作，只包括在网络上进行的操作。网络上的计算机被看作包传送的源和目的结点。特别应该注意的是：计算机中的不同进程可能同时进行通信，这时它们会用端口号进行区别，不会把发向A进程的数据由B进程接收的。进程为了传送数据会调用TCP，将数据和相应的参数传送给TCP，于是TCP会将数据传送到目的TCP那里，当然这是通过将TCP包打包在IP包内在网络上传送达到的。接收方TCP在接收到数据后会通信上层应用程序，TCP会保证接收数据顺序的正确性。虽然下层协议可能不会保证顺序是正确的。这里需要说明的是网关在接收到这个包后，会将包解开，看看是不是已经到目的地了，如果没有到，应该走什么路由达到目的地，在决定后，网关会根据下一个网络内的协议情况再次将TCP包打包传送，如果需要，还要把这个包再次分成几段再传送。这个落地检查的过程是一个耗时的过程。从上面，我们可以看出TCP传送的基本过程，当然具体过程可能要复杂得多。在实现TCP的主机上，TCP可以被看成是一个模块，和文件系统区别不大，TCP也可以调用一些操作系统的功能，TCP不直接和网络打交道，控制网络的任务由专门的设备驱动模块完成。TCP只是调用IP接口，IP向TCP提供所有TCP需要的服务。通过下图我们可以更清楚地看到TCP协议的结构。上面已经说过了，TCP连接是可靠的，而且保证了传送数据包的顺序，保证顺序是用一个序号来保证的。响应包内也包括一个序列号，表示接收方准备好这个序号的包。在TCP传送一个数据包时，它同时把这个数据包放入重发队列中，同时启动记数器，如果收到了关于这个包的确认信息，将此包从队列中删除，如果计时超时则需要重新发送此包。请注意，从TCP返回的确认信息并不保证最终接收者接收到数据，这个责任由接收方负责。每个用于传送TCP的通道都有一个端口标记，因为这个标记是由每个TCP终端确定的，因此TCP可能不唯一，为了保证这个数值的唯一，要使用网络地址和端口号的组合达到唯一标识的目的，我们称这个为了套接字（Socket），一个连接由连接两端的套接字标识，本地的套接字可能和不同的外部套接字通信，这种通信是全双工的。通过向本地端口发送OPEN命令及外部套接字参数建立连接，TCP返回一个标记这个连接的名称，以后如果用户需要使用这个名称标记这个连接。为了保存这个连接的信息，我们假设有一个称为传输控制块（TransmissionControlBlock，TCB）的东西来保存。OPEN命令还指定这个连接的建立是主动请求还是被动等待请求。下面我们要涉及具体的功能了，TCP段以internet数据报的形式传送。IP包头传送不同的信息域，包括源地址和目的地址。TCP头跟在internet包头后面，提供了一些专用于TCP协议的信息。下图是TCP包头格式图：源端口：16位；目的端口：16位序列码：32位，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；确认码：32位，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；数据偏移量：4位，指示何处数据开始；保留：6位，这些位必须是0；控制位：6位；窗口：16位；校验位：16位；优先指针：16位，指向后面是优先数据的字节；选项：长度不定；但长度必须以字节记；选项的具体内容我们结合具体命令来看；填充：不定长，填充的内容必须为0，它是为了保证包头的结合和数据的开始处偏移量能够被32整除；我们前面已经说过有一个TCB的东西了，TCB里有存储了包括发送方，接收方的套接字，用户的发送和接收的缓冲区指针等变量。除了这些还有一些变量和发送接收序列号有关：发送序列变量SND.UNA-发送未确认SND.NXT-发送下一个SND.WND-发送窗口SND.UP-发送优先指针SND.WL1-用于最后窗口更新的段序列号SND.WL2-用于最后窗口更新的段确认号ISS-初始发送序列号接收序列号RCV.NXT-接收下一个RCV.WND-接收下一个RCV.UP-接收优先指针IRS-初始接收序列号下图会帮助您了解发送序列变量间的关系：当前段变量SEG.SEQ-段序列号SEG.ACK-段确认标记SEG.LEN-段长SEG.WND-段窗口SEG.UP-段紧急指针SEG.PRC-段优先级连接进程是通过一系列状态表示的，这些状态有：LISTEN，SYN-SENT，SYN-RECEIVED，ESTABLISHED，FIN-WAIT-1，FIN-WAIT-2，CLOSE-WAIT，CLOSING，LAST-ACK，TIME-WAIT和CLOSED。CLOSED表示没有连接，各个状态的意义如下：LISTEN-侦听来自远方TCP端口的连接请求；SYN-SENT-在发送连接请求后等待匹配的连接请求；SYN-RECEIVED-在收到和发送一个连接请求后等待对连接请求的确认；ESTABLISHED-代表一个打开的连接，数据可以传送给用户；FIN-WAIT-1-等待远程TCP的连接中断请求，或先前的连接中断请求的确认；FIN-WAIT-2-从远程TCP等待连接中断请求；CLOSE-WAIT-等待从本地用户发来的连接中断请求；CLOSING-等待远程TCP对连接中断的确认；LAST-ACK-等待原来发向远程TCP的连接中断请求的确认；TIME-WAIT-等待足够的时间以确保远程TCP接收到连接中断请求的确认；CLOSED-没有任何连接状态；TCP连接过程是状态的转换，促使发生状态转换的是用户调用：OPEN，SEND，RECEIVE，CLOSE，ABORT和STATUS；传送过来的数据段，特别那些包括以下标记的数据段SYN，ACK，RST和FIN；还有超时，上面所说的都会时TCP状态发生变化。下面的图表示了TCP状态的转换，但这图中没有包括错误的情况和错误处理，不要把这幅图看成是总说明了。3.3.序列号请注意，我们在TCP连接中发送的字节都有一个序列号。因为编了号，所以可以确认它们的收到。对序列号的确认是累积性的，也就是说，如果用户收到对X的确认信息，这表示在X以前的数据（不包括X）都收到了。在每个段中字节是这样安排的：第一个字节在包头后面，按这个顺序排列。我们需要认记实际的序列空间是有限的，虽然很大，但是还是有限的，它的范围是0到2的32次方减1。我想熟悉编程的一定知道为什么要在计算两个段是不是相继的时候要使用2的32次方为模了。TCP必须进行的序列号比较操作种类包括以下几种：(a)决定一些发送了的但未确认的序列号；(b)决定所有的序列号都已经收到了；(c)决定下一个段中应该包括的序列号。对于发送的数据TCP要接收确认，处理确认时必须进行下面的比较操作：SND.UNA=最老的确认了的序列号；SND.NXT=下一个要发送的序列号；SEG.ACK=接收TCP的确认，接收TCP期待的下一个序列号；SEG.SEQ=一个数据段的第一个序列号；SEG.LEN=数据段中包括的字节数；SEG.SEQ+SEG.LEN-1=数据段的最后一个序列号。请注意下面的关系：SND.UNA0RCV.NXT=00不可接受>0>0RCV.NXT=BSYN本方序列号是X2)ABACK确认对方序列号上面的第2步和第3步可以合并，这时可以成为3阶段，所以我们可以称它为三消息握手。这个过程是必须的，因为序列号不和全局时钟关联，TCP也可以有不同的机制选择ISN。接收到第一个SYN的接收方不可能知道这个数据段是不是被延时，除非它记住了在连接上使用的最近的序列号（这通常是不可能的），因此它必须要求发送者确认。为了保证TCP获得的确认是刚才发送的段产生的，而不是仍然在网络中的老数据段产生的，因此TCP必须在MSL时间之内保持沉默。在本文中，我们假设MSL=2小时，这是出于工程的需要，如果用户觉得可以，他可以改变MSL。请注意如果TCP重新初始化，而内存中的序列号正在使用，不需要等待，但必须确认使用的序列号比当前使用的要大。如果一台主机在未保留任何序列号的情况下失败，那么它应该在MSL时间之内不发出任何数据段。下面将会这一情况进行说明。TCP的实现可以不遵守这个规定，但是这会造成老数据被当成新数据接收，而新数据被当成老数据拒绝的情况。每当数据段形成并进入输出队列，TCP会为它指定序列空间中的一个值。TCP中多复本检测和序列算法都依赖于这个地址空间，在对方发送或接收之前不会超过2的32次方个包存在于输出队列中。所有多余的数据段都会被删除。如果没有这个规定，会出现多个数据段被指定同一个序列号的情况，会造成混乱。数据段中序列号的多少和数据段中的字节数一样多。在通常情况下，TCP保留下一个要发送的序列号和还未确认的最老的序列号，不要在没有确认的时候就再次使用，这样会有些风险，也正是因为这样的目的，所以序列空间很大。对于2M的网络，要4.5小时来耗尽序列空间，因为一个数据段可能的最大生存时间也不过十几分之一秒，这就留下了足够的空间；而在100M的网络上需要5.4分钟，虽然少了点，但也可以了。如果在实现TCP时没有为保存序列号留下空间，那清除多余的包可能就不能实现了，因此推荐这种类型的TCP实现最好在失败后等待MSL时间，这样保证多余的包被删除。这种情况有时候也可能会出现在保留序列号的TCP实现中。如果TCP在选择一个另一个TCP连接正在使用的序列号时，这台主机突然失败了，这就产生了问题。这个问题的实质在于主机不知道它失败了多久，也不知道多余的复本是不是还在网络中。处理这种问题的方法是等待MSL时间，如果不这样就要冒着对方错误接收数据的危险，要等待的时间也就称为“沉默时间”。实现者可以让用户选择是不是等待，但是无论用户如何也不见得非要等待MSL时间。3.4.建立一个连接建立连接应用的是三消息握手。如果双方同时都发送SYN也没有关系，双方会发现这个SYN中没有确认，于是就知道了这种情况，通常来说，应该发送一个"reset"段来解决这种情况。三消息握手减少了连接失败的可能性。下面就是一个例子，在尖括号是的就是数据段中的内容和标记。其它的就不多说了。在第2行，TCPA发送SYN初始化序列号，表示它要使用序列号100；第3行中，TCPB给出确认，并且期待着A的带有序列号101的数据段；第4行，TCPA给出确认，而在第5行，它也给出确认，并发送了一些数据，注意第4行的序列号与第5号的一样，因为ACK信息不占用序列号空间内的序列号。同时产生请求的情况如下图所示，只复杂一点。使用三消息握手的主要原因是为了防止使用过期的数据段。为了这个目的，必须引入新的控制消息，RESET。如果接收TCP处理非同步状态，在接收到RESET后返回到LISTEN状态。如果TCP处理下面几种状态ESTABLISHED，FIN-WAIT-1，FIN-WAIT-2，CLOSE-WAIT，CLOSING，LAST-ACK，TIME-WAIT时，放弃连接并通过用户。我们下面就详细说明后一种情况。通过上面的例子，我们可以看出TCP连接是如何从过期数据段的干扰下恢复的。请注意第4行和第5行中的RST（RESET信号）。半开连接和其它非正常状态如果一方在未通过另一方的情况下关闭连接，或双方虽然失败而不同步的情况我们称为半开连接状态。在一方试图发送数据时连接会自动RESET。然而这种情况毕竟属于不正常情况。应该做出相应的处理。如果A处的连接已经关闭，B处并不知道。当B希望发送数据到A时，就会收到RESET信号，表示这个TCP连接有误，要中止当前连接。假设A和B两个进程相互通信的时候A的TCP发生了失败，A依靠操作系统支持TCP的存在，通常这种情况下会有恢复机制起作用，当TCP重新恢复的时候，A可能希望从恢复点开始工作。这样A可能会试图OPEN连接，然后在这个它认为还是打开的连接上传送数据，这时A会从本地（也就是A的）TCP上获得错误消息“未打开连接”。A的TCP将发送包括SYN的数据段。下面的例子将显示这一过程：上面这个例子中，A方收到的信息并没有确认任何东西，这时候A发现出了问题，于是发送了RST控制信息。另一种情况是发生在A失败，而B方仍然试图发送数据时，下面的例子可以表示这种情况，请注意第2行中A对B发送来的信息不知所云。在下面的例子中，A方和B方进行的被动连接，它们都在等待SYN信息。过期的包传送到B方使B回应了，而收到回应的A却发现不对头，传送RST控制信息，B方返回被动LISTEN状态。现实中的情况太多了，我们列举一些产生RST控制信息的规则如下：通常情况下，RST在收到的信息不是期待的信息时产生。如果在不能确定时不要轻易发送RST控制信息。下面有三类情况：如果连接已经不存在，而发送来的消息又不是RST，那么要返回RST。如果想拒绝对不存在的连接进行SYN，可以使用这种法。如果到达的信息有一个ACK域，返回的RST信息可以从ACK域中取得序列号，如果没有这个域，就把RST的序列号设置为0，ACK域被设备为序列号和到达段长度之和。连接仍然处于CLOSE状态。如果连接处于非同步状态（LISTEN，SYN-SENT，SYN-RECEIVED），而且收到的确认是对未发出包的确认或是接收到数据段的安全级别与不能连接要求的相一一致时，就发送RST。如果SYN未被确认时，而且收到的数据段的优先级比要求的优先级要高，那么要么提高本地优先级（得事先征得用户和系统的许可）要么发送RST；如果接收数据段的优先级比要求的优先级低，就算是匹配了，当然如果对方发现优先级不对提高了优先级，在下一个包中提高了优先级，这就不算是匹配了。如果连接已经进入SYN，那么接收到数据段的优先级必须和本地优先级一样，否则发送RST。如果到达的信息有一个ACK域，返回的RST信息可以从ACK域中取得序列号，如果没有这个域，就把RST的序列号设置为0，ACK域被设备为序列号和到达段长度之和。连接仍然处于与原来相同的状态。如果连接处于同步状态（ESTABLISHED，FIN-WAIT-1，FIN-WAIT-2，CLOSE-WAIT，CLOSING，LAST-ACK，TIME-WAIT），任何超出接收窗口的序列号的数据段都产生如下结果：发出一个空确认数据段，此段中包括当前发送序列号，另外还包括一个确认指出希望接收的下一个数据段的序列号，连接仍然保存在原来的状态。如果因为安全级，优先级之类的问题，那就发送RST信号然后进入CLOSED状态。