TCP原理、三次握手和四次挥手过程TCP原理、三次握手和四次挥手过程TCP是什么？ 有什么作用？ 3次握手连接建立详细过程4挥手结束连接详细过程参考
TCP的原理、三次握手和四次挥手的过程TCP是什么？ 有什么作用？
TCP传输控制协议(TCP，传输控制协议)是由IETF中的RFC 793定义的基于面向连接的、可靠字节流的传输层通信协议。
IETF----互联网工程任务组。
当APP应用层向TCP层发送由用于网络间传送的8比特字节表示的数据流时，TCP将数据流划分成适当长度的消息段，其中最大传送段大小(MSS )通常由该计算机连接到的网络接着，TCP向IP层传递分组，经由网络向接收实体的TCP层发送分组。
TCP为保证消息传输的可靠性，对每个分组赋予序号，并且序号保证转发给接收实体的分组的顺序接收。 接着，接收实体对成功接收的字节返回适当的确认(ACK )； 如果发送实体在合理的往返延迟(RTT )内没有收到确认，则假设相应的数据)丢失)将被重新发送。
正确的确认(ACK ) ) ) ) ) )。
在数据的准确性和合法性方面，TCP应采用校验和函数检查数据是否有误，收发时计算校验和； 也可以使用md5认证加密数据。
在确保可靠性的基础上，采用超时重发和带入确认的机制。
流控制采用滑动窗口协议，协议规定，需要对窗口内未确认的组进行重发。
拥塞控制采用公认的TCP拥塞控制算法(也称为AIMD算法)。 该算法主要有四个主要部分。
)1)慢启动
每次建立TCP连接或TCP连接超时并重新发送时，连接都会进入慢启动状态。 进入慢启动，TCP实体将拥塞窗口的大小初始化为消息段，即cwnd=1。 接着，每次接收到消息段的确认(ACK )时，将cwnd值加1，即拥塞窗口呈指数增长。 如果cwnd值超过了慢启动中的哪个值(ssthresh )，或者发生了消息段的重发丢失，慢启动阶段结束。 前者进入拥挤回避阶段，后者再次进入慢启动阶段。
(2)避免拥塞
在慢启动阶段，cwnd值超过慢启动的任何值(ssthresh )后，慢启动过程结束，TCP连接进入避免拥塞的阶段。 在拥塞避免阶段，每当发送的cwnd个段被完全确认时，cwnd值加1。 在这个阶段，cwnd值线性增加。
)3)高速重发
高速重发是超时重发的改善。 当源端接收到对同一消息的三个重复确认时，它确定一个消息段已丢失，因此它立即重发丢失的消息段，而不用等待重发计时器(RTO )超时。 这样可以减少不必要的等待时间。
)4)快速恢复
快速恢复是一种改进的丢失恢复机制。 高速重传后，不经过低速启动过程进入拥塞避免阶段。 每次高速重发时，设为ssthresh=cwnd/2、ewnd=ssthresh 3。 之后，每次接受重复确认时，将cwnd值加1，设为cwnd=ssthresh，进入拥塞避免阶段，直到接受丢失段和之后的几个段的累积确认。
TCP的第一种格式：
—源端口是源端口，16位。
—目标端口是目标端口，16位。
—Sequence Number是发送数据包第一个字节的序列号，为32位。
—确认序列号为32位。
—Data Offset是数据偏移，4位，该字段的值是TCP标头(包括可选)的长度除以4。
-标志位： 6位，URG表示Urgent Pointer字段有意义。
ACK表示确认编号字段有意义
PSH代表推送功能，RST代表复位TCP连接
SYN表示SYN消息(建立TCP连接时使用)。
FIN表示没有要发送的数据。 (关闭TCP连接时使用。 ）
窗口表示接收缓冲区的可用空间，16位，用于向TCP连接的另一方传达自己能够接收的大数据的最大长度。
—Checksum是校验和，16位。
—Urgent Pointers是紧急指针，16位。 此字段仅在设置了URG标志位时才有意义，表示紧急数据相对于序列号(Sequence Number字段的值)的偏移。
建立3次握手连接
TCP是互联网上的传输层协议，使用三次握手建立连接。 主动端发出SYN连接请求后，等待对方回答SYN ACK，最终对对方SYN执行ACK确认。 建立此连接的方法可以防止发生错误的连接。 TCP使用的流控制协议是大小可变的滑动窗口协议。
TCP握手三次的过程如下。
客户端将syn(seq=x )消息发送到服务器端，进入SYN_SEND状态。
服务器端接收SYN消息，并响应单个syn(seq=y ) ack (ack=x1 )消息，进入SYN_RECV状态。
客户端接收服务器端的SYN消息，并响应一个ack(ack=y1 )消息进入Establi
shed状态。三次握手完成，TCP客户端和服务器端成功地建立连接，可以开始传输数据了。 详细过程
首先Client端发送连接请求报文，Server段接受连接后回复ACK报文，并为这次连接分配资源。Client端接收到ACK报文后也向Server段发生ACK报文，并分配资源，这样TCP连接就建立了。
最初两端的TCP进程都处于CLOSED关闭状态，A主动打开连接，而B被动打开连接。（A、B关闭状态CLOSED——B收听状态LISTEN——A同步已发送状态SYN-SENT——B同步收到状态SYN-RCVD——A、B连接已建立状态ESTABLISHED）
B的TCP服务器进程先创建传输控制块TCB，准备接受客户进程的连接请求。然后服务器进程就处于LISTEN（收听）状态，等待客户的连接请求。若有，则作出响应。
1）第一次握手：A的TCP客户进程也是首先创建传输控制块TCB，然后向B发出连接请求报文段，（首部的同步位SYN=1，初始序号seq=x），（SYN=1的报文段不能携带数据）但要消耗掉一个序号，此时TCP客户进程进入SYN-SENT（同步已发送）状态。
2）第二次握手：B收到连接请求报文段后，如同意建立连接，则向A发送确认，在确认报文段中（SYN=1，ACK=1，确认号ack=x+1，初始序号seq=y），测试TCP服务器进程进入SYN-RCVD（同步收到）状态；
3）第三次握手：TCP客户进程收到B的确认后，要向B给出确认报文段（ACK=1，确认号ack=y+1，序号seq=x+1）（初始为seq=x，第二个报文段所以要+1），ACK报文段可以携带数据，不携带数据则不消耗序号。TCP连接已经建立，A进入ESTABLISHED（已建立连接）。
当B收到A的确认后，也进入ESTABLISHED状态。
（2）总结三次握手过程：
第一次握手：起初两端都处于CLOSED关闭状态，Client将标志位SYN置为1，随机产生一个值seq=x，并将该数据包发送给Server，Client进入SYN-SENT状态，等待Server确认；
第二次握手：Server收到数据包后由标志位SYN=1得知Client请求建立连接，Server将标志位SYN和ACK都置为1，ack=x+1，随机产生一个值seq=y，并将该数据包发送给Client以确认连接请求，Server进入SYN-RCVD状态，此时操作系统为该TCP连接分配TCP缓存和变量；
第三次握手：Client收到确认后，检查ack是否为x+1，ACK是否为1，如果正确则将标志位ACK置为1，ack=y+1，并且此时操作系统为该TCP连接分配TCP缓存和变量，并将该数据包发送给Server，Server检查ack是否为y+1，ACK是否为1，如果正确则连接建立成功，Client和Server进入ESTABLISHED状态，完成三次握手，随后Client和Server就可以开始传输数据。
起初A和B都处于CLOSED状态——B创建TCB，处于LISTEN状态，等待A请求——A创建TCB，发送连接请求（SYN=1，seq=x），进入SYN-SENT状态——B收到连接请求，向A发送确认（SYN=ACK=1，确认号ack=x+1，初始序号seq=y），进入SYN-RCVD状态——A收到B的确认后，给B发出确认（ACK=1，ack=y+1，seq=x+1），A进入ESTABLISHED状态——B收到A的确认后，进入ESTABLISHED状态。
TCB传输控制块Transmission Control Block，存储每一个连接中的重要信息，如TCP连接表，到发送和接收缓存的指针，到重传队列的指针，当前的发送和接收序号。
（3）为什么A还要发送一次确认呢？可以二次握手吗？
答：主要为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了B，因而产生错误。如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再重传一次连接请求。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，A工发出了两个连接请求报文段，其中第一个丢失，第二个到达了B，但是第一个丢失的报文段只是在某些网络结点长时间滞留了，延误到连接释放以后的某个时间才到达B，此时B误认为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，不采用三次握手，只要B发出确认，就建立新的连接了，此时A不理睬B的确认且不发送数据，则B一致等待A发送数据，浪费资源。
（4）Server端易受到SYN攻击？
服务器端的资源分配是在二次握手时分配的，而客户端的资源是在完成三次握手时分配的，所以服务器容易受到SYN洪泛攻击，SYN攻击就是Client在短时间内伪造大量不存在的IP地址，并向Server不断地发送SYN包，Server则回复确认包，并等待Client确认，由于源地址不存在，因此Server需要不断重发直至超时，这些伪造的SYN包将长时间占用未连接队列，导致正常的SYN请求因为队列满而被丢弃，从而引起网络拥塞甚至系统瘫痪。
防范SYN攻击措施：降低主机的等待时间使主机尽快的释放半连接的占用，短时间受到某IP的重复SYN则丢弃后续请求。
四次挥手 连接终止建立一个连接需要三次握手，而终止一个连接要经过四次握手，这是由TCP的半关闭（half-close）造成的。具体过程如下图所示。
（1） 某个应用进程首先调用close，称该端执行“主动关闭”（active close）。该端的TCP于是发送一个FIN分节，表示数据发送完毕。
（2） 接收到这个FIN的对端执行 “被动关闭”（passive close），这个FIN由TCP确认。
注意：FIN的接收也作为一个文件结束符（end-of-file）传递给接收端应用进程，放在已排队等候该应用进程接收的任何其他数据之后，因为，FIN的接收意味着接收端应用进程在相应连接上再无额外数据可接收。
（3） 一段时间后，接收到这个文件结束符的应用进程将调用close关闭它的套接字。这导致它的TCP也发送一个FIN。
（4） 接收这个最终FIN的原发送端TCP（即执行主动关闭的那一端）确认这个FIN。 [3]
既然每个方向都需要一个FIN和一个ACK，因此通常需要4个分节。
假设Client端发起中断连接请求，也就是发送FIN报文。Server端接到FIN报文后，意思是说"我Client端没有数据要发给你了"，但是如果你还有数据没有发送完成，则不必急着关闭Socket，可以继续发送数据。
所以你先发送ACK，“告诉Client端，你的请求我收到了，但是我还没准备好，请继续你等我的消息”。这个时候Client端就进入FIN_WAIT状态，继续等待Server端的FIN报文。
当Server端确定数据已发送完成，则向Client端发送FIN报文，“告诉Client端，好了，我这边数据发完了，准备好关闭连接了”。
Client端收到FIN报文后，"就知道可以关闭连接了，但是他还是不相信网络，怕Server端不知道要关闭，所以发送ACK后进入TIME_WAIT状态，如果Server端没有收到ACK则可以重传。“，Server端收到ACK后，“就知道可以断开连接了”。
Client端等待了2MSL后依然没有收到回复，则证明Server端已正常关闭，那好，我Client端也可以关闭连接了。Ok，TCP连接就这样关闭了！
数据传输结束后，通信的双方都可释放连接，A和B都处于ESTABLISHED状态。（A、B连接建立状态ESTABLISHED——A终止等待1状态FIN-WAIT-1——B关闭等待状态CLOSE-WAIT——A终止等待2状态FIN-WAIT-2——B最后确认状态LAST-ACK——A时间等待状态TIME-WAIT——B、A关闭状态CLOSED）
1）A的应用进程先向其TCP发出连接释放报文段（FIN=1，序号seq=u），并停止再发送数据，主动关闭TCP连接，进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态，等待B的确认。
2）B收到连接释放报文段后即发出确认报文段，（ACK=1，确认号ack=u+1，序号seq=v），B进入CLOSE-WAIT（关闭等待）状态，此时的TCP处于半关闭状态，A到B的连接释放。
3）A收到B的确认后，进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待B发出的连接释放报文段。
4）B没有要向A发出的数据，B发出连接释放报文段（FIN=1，ACK=1，序号seq=w，确认号ack=u+1），B进入LAST-ACK（最后确认）状态，等待A的确认。
5）A收到B的连接释放报文段后，对此发出确认报文段（ACK=1，seq=u+1，ack=w+1），A进入TIME-WAIT（时间等待）状态。此时TCP未释放掉，需要经过时间等待计时器设置的时间2MSL后，A才进入CLOSED状态。
（2）总结四次挥手过程：
起初A和B处于ESTABLISHED状态——A发出连接释放报文段并处于FIN-WAIT-1状态——B发出确认报文段且进入CLOSE-WAIT状态——A收到确认后，进入FIN-WAIT-2状态，等待B的连接释放报文段——B没有要向A发出的数据，B发出连接释放报文段且进入LAST-ACK状态——A发出确认报文段且进入TIME-WAIT状态——B收到确认报文段后进入CLOSED状态——A经过等待计时器时间2MSL后，进入CLOSED状态。
（3）为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间？
MSL最长报文段寿命Maximum Segment Lifetime，MSL=2
答： 两个理由：1）保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。2）防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。
1）这个ACK报文段有可能丢失，使得处于LAST-ACK状态的B收不到对已发送的FIN+ACK报文段的确认，B超时重传FIN+ACK报文段，而A能在2MSL时间内收到这个重传的FIN+ACK报文段，接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器，最后A和B都进入到CLOSED状态，若A在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是发送完ACK报文段后立即释放连接，则无法收到B重传的FIN+ACK报文段，所以不会再发送一次确认报文段，则B无法正常进入到CLOSED状态。
2）A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过2MSL，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失，使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。
（4）为什么连接的时候是三次握手，关闭的时候却是四次握手？
答：因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，“你发的FIN报文我收到了”。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。
（5）为什么TIME_WAIT状态需要经过2MSL(最大报文段生存时间)才能返回到CLOSE状态？
答：虽然按道理，四个报文都发送完毕，我们可以直接进入CLOSE状态了，但是我们必须假象网络是不可靠的，有可以最后一个ACK丢失。所以TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。
参考https://baike.baid
u.com/item/TCP/33012?fr=aladdin#reference-[1]-8048820-wrap
https://www.cnblogs.com/Andya/p/7272462.html