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先说下三次握手的进程

多么明晰的一张图,当然了,也不是我画的,我也仅仅引证过来阐明问题了。

  1. 第一次握手:树立衔接。客户端发送衔接恳求报文浦东气候段,将SYN方位为1,Sequence Number为x;然后,客户端进入SYN_SEND状况,等候服务器的承认;
  2. 第2次握手:服务器收到SYN报文段。服务器收到客户端的SYN报文段,需求对这个SYN报文段进行承认,设置Acknowledgment Number为x+1(Sequence Number+1);一起,自己自己还要发送SYN请广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机app求信息,将SYN方位为1,Sequence Number为y;服务器端将上述一切信息放到一个报文段(即SYN+ACK报文段)中,一起发送给客户端,此刻服务器进入SYN_RECV状况;
  3. 第三次握手:客户端收到服务器的SYN+ACK报文段。然后将Acknowledgment Number设置为y+1,向服务器发送ACK报文段,这个报文段发送结束今后,客户端和服务器端都进入ESTABLISHED状况,完结TCP三次握手。
  4. 完结了三次握手,客户端和服务器端就广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机app能够开端传送数据。以上便是TCP三次握手的整体介绍。

那四次分手呢?

当客户端和服务器经过三次握手树立了TCP衔接今后,当数据传送结束,肯定是要断开TCP衔接的啊。那关于TCP的断开衔接,这儿就有了奥秘的“四次分工手”。

  1. 第一次分手:主机1(能够使客户端,也能够是服务器端),设置Sequence Number和Ack广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机appnowledgment Number,向主机2发送一个FIN报文段;此蹇时,主机1进入FIN_WAIT_1状况;这表明主机1没有数据要发送给主机2了;
  2. 第2次分手:主机2收到了主机1发送的FIN报文段,向主机1回一个ACK报文段,Acknowledgment Number为Sequence Number加1;主机1进入FIN_WAIT_2状况;主机2告知主机1,我“赞同”你的封闭恳求;
  3. 第三次分手:主机2向主机1发送FIN报文段,恳求封闭衔接,一起主机2进入LAST_ACK状况;
  4. 第四次分手:主机1收到主机2发送的FIN报文段,向主机2发送ACK报文段,然后主机1进入TIME_WAIT状况;主机2收到主机1的ACK报文段今后,就封闭衔接;此刻,主机1等候2MSL后仍然没有收到回复,则证明Server端已正常封闭,那好,主机1也能够封闭衔接了。

为什么要三次握手

在谢希仁著《计算机网络》第四版中讲“三次握手”的意图是“为了防止已失效的衔接恳求报文段忽然又传送到了服务端,因而发作过错”。在另一部经典的《计算机网络》一书中讲“三次握手”的意图是为了处理“网络中存在推迟的重复分组”的问题化妆品加盟店。

在谢希仁著《计算机网络》书中一起举了一个比如,如下:

“已失效的衔接恳求报文段”的发作在这样一种状况下:client宣布的第一个衔接恳求报文段并没有丢掉,而是在某个网络结点长期的滞留了,致使延误到衔接开释今后的某个时刻才抵达server。原本这是一个早已失效的报文段。但server收到此失效的衔接恳求报文段后,就误以为是client再次宣布的一个新的衔接恳求。所以就向client宣布承认报文段,赞同树立衔接。假克莱因瓶设不选用“三次握手”,那么只需server宣布承认,新的衔接就树立了。因为现在client并没有宣布树立衔接的恳求,因而不会答理server的承认,也不会向server发送数据。但server却以为新的运送衔接现已树立,并一向等候client发来数据。这样,server的许多资源就白白浪费掉了。选用“三次握手”的办法能够防止上述现象发作。例如方才那种状况,client不会向server的承认宣布承认。server因为收不到承认,就知道client并没有要求树立衔接。

这就很了解了,防止了服务器端的一向等候而浪费资源。

为什么要四次分手

那四次分手又是为何呢?TCP协议是一种面向衔接的、牢靠的、根据字节省的运送层通信协议。TCP是全双工形式,这就意味着,当主机1宣布FIN报文段时,仅仅表明主机1现已没有数据要发送了,主机1告知主机2,它的数据现已悉数发送结束了;可是,这个时分主机1observe仍是能够承受来自主机2的数据;当主机2回来ACK报文段时,表kb示它现已知道主机1没有数据发送了,可是主机2仍是能够发送数据到主机1的;当主机2也发送了FIN报文段时,这个时分就表明主机2也没有数据要发送了,就会告知主机1,我也没惠州气候预报有数据要发送了,之后互相就会愉快的中止这次TCP衔接。假如要正确的了解四次分手的原理,就需求了解四次分手进程中的状况改变。

FIN_WAIT_1: 这个状况要好好解说一下,其实FIN_WAIT_1和FIN_WAIT_2状况的真实意义都是表明等候对方的FIN报文。而这两种状况的区别是:FIN_WAIT_1状况实践上是当SOCKET在ESTABLISHED状况时,它想自动封闭衔接,向对方发送了FIN报文,此刻该SOCKET即进入到FIN_WAIT_1状况。而当对方回应ACK报文后,则进入到FIN_WAIT_2状况,当然在实践的正常状况下,不管对方何种状况下,都应该立刻回应ACK报文,所以FIN_WAIT_1状况一般是比较难见到的,而FIN_WAIT_2状况还有经常常能够用netstat看到。(自动方)

FIN_WAIT_2:上面现已详细解说了这种状况,实践上FIN_WAIT_2状况下的SOCKET,表明半衔接,也即有一方要求close衔接,但别的还告知对猪头方,我暂时还有点数据需求传送给你(ACK信息),稍后再封闭衔接。(自动方)

CLOSE_WAIT:这种状况的意义其实是表明在等候封闭。怎样了解呢?当对方close一个SOCKET后发送FIN报文给自己,你系统毫无疑问地会回应一个ACK报文给对方,此刻则进入到CLOSE_WAIT状况。接下来呢,实践上你真实需求考虑的工作是观察你是否还有数据发送给对方,假如没有的话,那么你也就能够 close这个SOCKET,发送FIN报文给对方,也即封闭衔接。所以你在CLOSE_WAIT状况下,需求完结的工作是等候你去封闭衔接。(被迫方)

LAST_ACK: 这个状况仍是比较简单好了解的,它是被迫封闭一方在发送FIN报文后,终究等候对方的ACK报文。当收到ACK报文后,也即能够进入到CLOSED可用状况了。(被迫方)

TIME_WAIT: 表广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机app示收到了对方的FIN报文,并发送出了ACK报文,就等2MSL后即可回到CLOSED可用状况了。假如FINWAIT1状况下,收到了对方一起带FIN标志和ACK标志的报文时,能够直接进入到TIME_WAIT状况,而无须经过FIN_WAIT_2状况。(自动方)

CLOSED: 表明衔接中止。

从TCP状况搬迁图可知,只要首要调用close()主张自动封闭的一方才会进入TIME_WAIT状况,并且是有必要进入(图中左下角所示的3条状况搬迁线终究均要进入该状况才干回到初始的CLOSED状况)。

从图中还可看到,进入TIME_WAIT状况的TCP衔接需求经过2MSL才干回到初始状况,其间,MSL是指Max

Segment Lifetime,即数据包在网络典韦中的最大生计时刻。每种TCP协议的完成办法均要指定一个适宜的MSL值,如RFC1122给出的主张值为2分钟,又如Berkeley系统的TCP完成一般挑选30秒作为MSL值。这意味着TIME_WAIT的典型持续时刻为1-4分薛之谦老婆钟。

TIME_WAIT状况存在的原因主要有两点:

1)为完成TCP这种全双工(full-duplex)衔接的牢靠开释

参阅本文前面给出的TCP开释衔接4次挥手示意图,假定主张active close的一方(图中为client)发送的ACK(4次交互的终究一个包)在网络中丢掉,那么因为TCP的重传机制,履行passiveclose的一方(图中为server)需求重发其FIN,在该FIN抵达client(client是active close主张方)之前,client有必要保护这条衔接的状况2月19日是什么星座(尽管它已调用过close),详细而言,便是这条TCP衔接对应的(local_ip, local_port)资源不能被当即开释或重新分配。直到romete peer重发的FIN抵达,client也重发ACK后,该TCP衔接才干康复初始的CLOSED状况。假如activeclose方不进入TIME_WAIT以保护其衔接状况,则当passive close方重发的FIN抵达时,active close方的TCP传输层会以RST然后爱情随遇而安包呼应对方,这会被对方以为有过错发作(而事实上,这是正常的封闭衔接进程,并非反常)。

2)为使旧的数据包在网络因过期而消失

为阐明这个问题,咱们先假定TCP协议中不存在TIME_WAIT状况的约束,再假定当时有一条TCP衔接:(local_ip, local_port, remote_ip,remote_port),因某些原因,咱们先封闭,接着很快以相同的四元组树立一条新衔接。本文前面介绍过,TCP衔接由四元组仅有标识,因而,在咱们假定的广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机app状况中,TCP协议栈是无法区别前后两条TCP衔接的不同的,在它看来,这根本便是同一条衔接,中心先开释再树立的进程对其来说是“感知”不到的。这样就或许发作这样的状况广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机app:前一条TCP衔接由local peer发送的数据抵达remote peer后,会被该remot peer的TCP传输层作为当时TCP衔接的正常数据接纳并向上传递至应用层(而事实上,在咱们假定的场景下,这些旧数据抵达remot钟嘉欣e peer前,旧衔接已广汽丰田,上升星座查询-ope_ope体育手机端_ope体育手机app断开且一条由相同四元组构成的新TCP衔接已树立,因而,这些旧数据是不该该被向上传递至应用层的),然后引起数据紊乱从而导致各种无法预知的怪异现象。作为一种牢靠的传输协议,TCP有必要在协议层面考虑并防止这种状况的发作,这正是TIME_WAIT状况存在的第2个原因。

详细而言,local peer自动调用close后,此刻的TCP衔接进入TIME_WAIT状况,处于该状况下的TCP衔接不能当即以相同的四元组树立新衔接,即主张active close的那方占用的local port在TIME_WAIT期间不能再被重新分配。因为TIME_WAIT状况持续时刻为2MSL,这样保证了旧TCP衔接双工链路中的旧数据包均因过期(超越MSL)而消失,尔后,就能够用相同的四元组树立一条新衔接而不会发作前后两次衔接数据紊乱的状况。

另一比较深化的说法

TIME_W捏奶AIT状况的存在有两个理由:(1)让4次握手封闭流程愈加牢靠;4次握手的终究一个ACK是是由自动封闭方发送出去的,若这个ACK丢掉,被迫封闭方会再次发一个FIN过来。若自动封闭方能够坚持一个2MSL的TIME_WAIT状况,则有更大的时机让丢掉的ACK被再次发送出去。(2)防止lost duplicate对后续新建正常链接的传输形成损坏。lost duplicate在实践的网络中十分常见,经鬼吹灯2常是因为路由器发作毛病,途径无法收敛,导致一个packet在路由器A,B,C之间做相似死循环的跳转。IPppt背景图头部有个TTL,约束了一个包在网络中的最大跳数,因而这个包有两种命运,要么终究TTL变为0,在网络中消失;要么TTL在变为0之前路由器途径收敛,它凭仗剩下的TTL跳数总算抵达意图地。但十分惋惜的是TCP经过超时重传机制在早些时分发送了一个跟它如出一辙的包,并先于它抵达了意图地,因而它的命运也就注定被TCP协议栈扔掉。别的一个概念叫做incarnation connection,指跟前次的socket pair一摸相同的新衔接,叫做incarnation of previous connection。lost duplicate加上incarnation connection,则会对咱们的传输形成丧命的过错。我们都知道TCP是流式的,一切包抵达的次序是不一致的,依托序列号由TCP协议栈做次序的拼接;假定一个incarnat信用卡逾期ion connection这时收到的seq=1000, 来了一个lost duplicate为seq=1000, len=1000, 则tcp以为这个lost duplicate合法,并存放入了receive buffer,导致传输呈现过错。经过一个2MSL TIME_WAIT状况,保证一切的lost duplicate都会消失掉,防止对新衔接形成过错核磁共振多少钱。

Q: 编写 TCP/SOCK_STREAM 服务程序时,SO_REUSEADDR究竟什么意思?

A: 这个套接字选项告诉内核,假如端口忙,但TCP状况坐落 TIME_WAIT ,能够重用

端口。假如端口忙,而TCP状况坐落其他状况,重用端口时仍旧得到一个过错信息,

指明"地址现已运用中"。假如你的服务程序中止后想当即重启,而新套接字仍旧

运用同一端口,此刻 SO_REUSEADDR 选项十分有用。有必要意识到,此刻任何非期

望数据抵达,都或许导致服务程序反响紊乱,不过这仅仅一种或许,事实上很不

或许。

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