tcp结束连接(tcp长连接)

TCP通信的话，服务端断开时会自动通知客户端客户端处理该事件就可以了
数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。现在A和B都处于ESTABLISHED状态。A的应用程序先向TCP发出连接释放报文段，主动关闭TCP连接。A把连接释放报文段的首部FIN置为1，序号seq=u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。这时A进入FIN-WAIT-1状态，等待B的确认。 B收到连接释放报文段后即发出确认，确认号是ack=u+1，而这个报文段自己的序号是v，等于B前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。然后B就进入CLOSE-WAIT状态。TCP服务器进程这时通知高层应用进程，因为从A到B这个方向的连接释放了，这时的TCP连接处于半关闭状态，即A已经没有数据要发送了，但B若发送数据，A仍要接受。也就是说，从B到A这个方向的连接并未关闭。这个状态可以会持续一些时间。A收到B的确认后，就进入FIN-WAIT-2状态，等待B发出的连接释放报文段。若B已经没有要向A发送的数据，其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的连接释放报文段必须使用FIN=1。现假定B的序号为w(在半关闭状态B可能又发送了一些数据)。B还必须重复上次已发送过的确认号ack=u+1。这是B就进入LAST-ACK状态，等待A的确认。在A收到B的连接释放报文段后，必须对此发出确认。在确认报文段中把ACK置为1，确认号ack=w+1，而自己的序号是seq=u+1(前面的FIN报文消耗了1个序号)。然后进入TIME-WAIT状态。请注意，现在TCP连接还没释放掉。必须再经过2MSL后，A才进入到CLOSED状态。MSL叫最长报文段寿命，一般为2分钟。 当B收到A发出的确认，就进入CLOSED状态。由此可见B结束TCP连接的时间要比A早一些。等到2MSL结束后A也进入CLOSED状态，至此完成了TCP四次挥手断开连接全过程。

从TCP协议角度来看，一个已建立的TCP连接有两种关闭方式，一种是正常关闭，即四次挥手关闭连接；还有一种则是异常关闭，我们通常称之为连接重置（RESET)。 首先说一下正常关闭时四次挥手的状态变迁，关闭连接的主动方状态变迁是FIN_WAIT_1->FIN_WAIT_2->TIME_WAIT，而关闭连接的被动方的状态变迁是CLOSE_WAIT->LAST_ACK->TIME_WAIT。在四次挥手过程中ACK包都是协议栈自动完成的，而FIN包则必须由应用层通过closesocket或shutdown主动发送，通常连接正常关闭后，recv会得到返回值0，send会得到错误码10058。除此之外，在我们的日常应用中，连接异常关闭的情况也很多。比如应用程序被强行关闭、本地网络突然中断(禁用网卡、网线拔出)、程序处理不当等都会导致连接重置，连接重置时将会产生RST包，同时网络络缓冲区中未接收（发送）的数据都将丢失。连接重置后，本方send或recv会得到错误码10053(closesocket时是10038)，对方recv会得到错误码10054，send则得到错误码10053(closesocket时是10054)。操作系统为我们提供了两个函数来关闭一个TCP连接，分别是closesocket和shutdown。通常情况下，closesocket会向对方发送一个FIN包，但是也有例外。比如有一个工作线程正在调用recv接收数据，此时外部调用closesocket，会导致连接重置，同时向对方发送一个RST包，这个RST包是由本方主动产生的。 shutdown可以用来关闭指定方向的连接，该函数接收两个参数，一个是套接字，另一个是关闭的方向，可用值为SD_SEND,SD_RECEIVE和SD_BOTH。方向取值为SD_SEND时，无论socket处于什么状态(recv阻塞，或空闲状态)，都会向对方发送一个FIN包，注意这点与closesocket的区别。此时本方进入FIN_WAIT_2状态，对方进入CLOSE_WAIT状态，本方依然可以调用recv接收数据；方向取值为SD_RECEIVE时，双发连接状态没有改变，依然处于ESTABLISHED状态，本方依然可以send数据，但是，如果对方再调用send方法，连接会被立即重置，同时向对方发送一个RST包，这个RST包是被动产生的，这点注意与closesocket的区别。

TCP是因特网中的传输层协议，使用三次握手协议建立连接。当主动方发出SYN连接请求后，等待对方回答SYN，ACK。这种建立连接的方法可以防止产生错误的连接，TCP使用的流量控制协议是可变大小的滑动窗口协议。第一次握手：建立连接时，客户端发送SYN包(SEQ=x)到服务器，并进入SYN_SEND状态，等待服务器确认。第二次握手：服务器收到SYN包，必须确认客户的SYN(ACK=x+1),同时自己也送一个SYN包(SEQ=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，客户端和服务器时入Established状态，完成三次握手. 结束时两个两次握手，即A端告知B端它终止从A端到B端的连接，即A端不会再往B端发送数据了（通过向B端发送一个FIN标志）。A端的关闭即告完成，此时，我们说A到B的这条TCP连接处于半关闭状态(half-close)。 但这时，B端还是可以向A端发送数据的，B端可以在将来的任一时间内向A端发送FIN来完成它这端的半关闭。此时，A端的socket可能已经不存在(超时删除)，但A主机的TCP/IP协议栈中有一个tcp control socket会代为完成一个ACK动作，完成第二个两次握手，从而彻底断开这条TCP连接

目录：以前我也认为TCP是相当底层的东西，我永远不需要去了解它。虽然差不多是这样，但是实际生活中，你依然可能遇见和TCP算法相关的bug，这时候懂一些TCP的知识就至关重要了。（本文也可以引申为，系统调用，操作系统这些都很重要，这个道理适用于很多东西）这里推荐一篇小短文， 人人都应该懂点TCP使用TCP协议通信的双方必须先建立TCP连接，并在内核中为该连接维持一些必要的数据结构，比如连接的状态、读写缓冲区、定时器等。当通信结束时，双方必须关闭连接以释放这些内核数据。TCP服务基于流，源源不断从一端流向另一端，发送端可以逐字节写入，接收端可以逐字节读出，无需分段。需要注意的几点：TCP状态（11种）：eg.以上为TCP三次握手的状态变迁以下为TCP四次挥手的状态变迁服务器通过 listen 系统调用进入LISTEN状态，被动等待客户端连接，也就是所谓的被动打开。一旦监听到SYN（同步报文段）请求，就将该连接放入内核的等待队列，并向客户端发送带SYN的ACK（确认报文段），此时该连接处于SYN_RECVD状态。如果服务器收到客户端返回的ACK，则转到ESTABLISHED状态。这个状态就是连接双方能进行全双工数据传输的状态。而当客户端主动关闭连接时，服务器收到FIN报文，通过返回ACK使连接进入CLOSE_WAIT状态。此状态表示——等待服务器应用程序关闭连接。通常，服务器检测到客户端关闭连接之后，也会立即给客户端发送一个FIN来关闭连接，使连接转移到LAST_ACK状态，等待客户端对最后一个FIN结束报文段的最后一次确认，一旦确认完成，连接就彻底关闭了。客户端通过 connect 系统调用主动与服务器建立连接。此系统调用会首先给服务器发一个SYN，使连接进入SYN_SENT状态。connect 调用可能因为两种原因失败：1. 目标端口不存在（未被任何进程监听）护着该端口被TIME_WAIT状态的连接占用（ 详见后文 ）。2. 连接超时，在超时时间内未收到服务器的ACK。如果 connect 调用失败，则连接返回初始的CLOSED状态，如果调用成功，则转到ESTABLISHED状态。客户端执行主动关闭时，它会向服务器发送一个FIN，连接进入TIME_WAIT_1状态，如果收到服务器的ACK，进入TIME_WAIT_2状态。此时服务器处于CLOSE_WAIT状态，这一对状态是可能发生办关闭的状态（详见后文）。此时如果服务器发送FIN关闭连接，则客户端会发送ACK进行确认并进入TIME_WAIT状态。流量控制是为了控制发送方发送速率，保证接收方来得及接收。接收方发送的确认报文中的窗口字段可以用来控制发送方窗口大小，从而影响发送方的发送速率。将窗口字段设置为 0，则发送方不能发送数据。如果网络出现拥塞，分组将会丢失，此时发送方会继续重传，从而导致网络拥塞程度更高。因此当出现拥塞时，应当控制发送方的速率。这一点和流量控制很像，但是出发点不同。流量控制是为了让接收方能来得及接收，而拥塞控制是为了降低整个网络的拥塞程度。TCP 主要通过四种算法来进行拥塞控制：慢开始、拥塞避免、快重传、快恢复。在Linux下有多种实现，比如reno算法，vegas算法和cubic算法等。发送方需要维护一个叫做拥塞窗口（cwnd）的状态变量，注意拥塞窗口与发送方窗口的区别：拥塞窗口只是一个状态变量，实际决定发送方能发送多少数据的是发送方窗口。为了便于讨论，做如下假设：发送的最初执行慢开始，令 cwnd=1，发送方只能发送 1 个报文段；当收到确认后，将 cwnd 加倍，因此之后发送方能够发送的报文段数量为：2、4、8 ...注意到慢开始每个轮次都将 cwnd 加倍，这样会让 cwnd 增长速度非常快，从而使得发送方发送的速度增长速度过快，网络拥塞的可能也就更高。设置一个慢开始门限 ssthresh，当 cwnd >= ssthresh 时，进入拥塞避免，每个轮次只将 cwnd 加 1。如果出现了超时，则令 ssthresh = cwnd/2，然后重新执行慢开始。在接收方，要求每次接收到报文段都应该对最后一个已收到的有序报文段进行确认。例如已经接收到 M1 和 M2，此时收到 M4，应当发送对 M2 的确认。在发送方，如果收到三个重复确认，那么可以知道下一个报文段丢失，此时执行快重传，立即重传下一个报文段。例如收到三个 M2，则 M3 丢失，立即重传 M3。在这种情况下，只是丢失个别报文段，而不是网络拥塞。因此执行快恢复，令 ssthresh = cwnd/2 ，cwnd = ssthresh，注意到此时直接进入拥塞避免。慢开始和快恢复的快慢指的是 cwnd 的设定值，而不是 cwnd 的增长速率。慢开始 cwnd 设定为 1，而快恢复 cwnd 设定为 ssthresh。发送端的每个TCP报文都必须得到接收方的应答，才算传输成功。TCP为每个TCP报文段都维护一个重传定时器。发送端在发出一个TCP报文段之后就启动定时器，如果在定时时间类未收到应答，它就将重发该报文段并重置定时器。因为TCP报文段最终在网络层是以IP数据报的形式发送，而IP数据报到达接收端可能是乱序或者重复的。TCP协议会对收到的TCP报文进行重排、整理，确保顺序正确。TCP报文段所携带的应用程序数据按照长度分为两种：交互数据和成块数据对于什么是粘包、拆包问题，我想先举两个简单的应用场景：对于第一种情况，服务端的处理流程可以是这样的：当客户端与服务端的连接建立成功之后，服务端不断读取客户端发送过来的数据，当客户端与服务端连接断开之后，服务端知道已经读完了一条消息，然后进行解码和后续处理...。对于第二种情况，如果按照上面相同的处理逻辑来处理，那就有问题了，我们来看看第二种情况下客户端发送的两条消息递交到服务端有可能出现的情况：第一种情况：服务端一共读到两个数据包，第一个包包含客户端发出的第一条消息的完整信息，第二个包包含客户端发出的第二条消息，那这种情况比较好处理，服务器只需要简单的从网络缓冲区去读就好了，第一次读到第一条消息的完整信息，消费完再从网络缓冲区将第二条完整消息读出来消费。第二种情况：服务端一共就读到一个数据包，这个数据包包含客户端发出的两条消息的完整信息，这个时候基于之前逻辑实现的服务端就蒙了，因为服务端不知道第一条消息从哪儿结束和第二条消息从哪儿开始，这种情况其实是发生了TCP粘包。第三种情况：服务端一共收到了两个数据包，第一个数据包只包含了第一条消息的一部分，第一条消息的后半部分和第二条消息都在第二个数据包中，或者是第一个数据包包含了第一条消息的完整信息和第二条消息的一部分信息，第二个数据包包含了第二条消息的剩下部分，这种情况其实是发送了TCP拆，因为发生了一条消息被拆分在两个包里面发送了，同样上面的服务器逻辑对于这种情况是不好处理的。我们知道tcp是以流动的方式传输数据，传输的最小单位为一个报文段（segment）。tcp Header中有个Options标识位，常见的标识为mss(Maximum Segment Size)指的是，连接层每次传输的数据有个最大限制MTU(Maximum Transmission Unit)，一般是1500比特，超过这个量要分成多个报文段，mss则是这个最大限制减去TCP的header，光是要传输的数据的大小，一般为1460比特。换算成字节，也就是180多字节。tcp为提高性能，发送端会将需要发送的数据发送到缓冲区，等待缓冲区满了之后，再将缓冲中的数据发送到接收方。同理，接收方也有缓冲区这样的机制，来接收数据。发生TCP粘包、拆包主要是由于下面一些原因：既然知道了tcp是无界的数据流，且协议本身无法避免粘包，拆包的发生，那我们只能在应用层数据协议上，加以控制。通常在制定传输数据时，可以使用如下方法：写了一个简单的 golang 版的tcp服务器实例，仅供参考：例子参考和推荐阅读书目：注释：eg.

tcpip设置结束符步骤： 1.、找到桌面上的网络图标。2.网络图标上右键，属性。3.找到internet选项，点击下面的网络。4.在网络连接状态界面，点击下面的属性。 5.在网络连接属性界面，就可以看到internet协议版本（TCP/IP4)或（TCP/IP6)，以internet协议版本（TCP/IP4)为例，左键双击点开即可打开。