TCP是什么？

具体的关于TCP是什么，我不打算详细的说了；当你看到这篇文章时，我想你也知道TCP的概念了，想要更深入的了解TCP的工作，我们就继续。它只是一个超级麻烦的协议，而它又是互联网的基础，也是每个程序员必备的基本功。首先来看看OSI的七层模型：

我们需要知道TCP工作在网络OSI的七层模型中的第四层——Transport层，IP在第三层——Network层，ARP在第二层——Data Link层；在第二层上的数据，我们把它叫Frame，在第三层上的数据叫Packet，第四层的数据叫Segment。 同时，我们需要简单的知道，数据从应用层发下来，会在每一层都会加上头部信息，进行封装，然后再发送到数据接收端。这个基本的流程你需要知道，就是每个数据都会经过数据的封装和解封装的过程。 在OSI七层模型中，每一层的作用和对应的协议如下：

TCP是一个协议，那这个协议是如何定义的，它的数据格式是什么样子的呢？要进行更深层次的剖析，就需要了解，甚至是熟记TCP协议中每个字段的含义。

上面就是TCP协议头部的格式，由于它太重要了，是理解其它内容的基础，下面就将每个字段的信息都详细的说明一下。

• Source Port和Destination Port:分别占用16位，表示源端口号和目的端口号；用于区别主机中的不同进程，而IP地址是用来区分不同的主机的，源端口号和目的端口号配合上IP首部中的源IP地址和目的IP地址就能唯一的确定一个TCP连接；
• Sequence Number:用来标识从TCP发端向TCP收端发送的数据字节流，它表示在这个报文段中的的第一个数据字节在数据流中的序号；主要用来解决网络报乱序的问题；
• Acknowledgment Number:32位确认序列号包含发送确认的一端所期望收到的下一个序号，因此，确认序号应当是上次已成功收到数据字节序号加1。不过，只有当标志位中的ACK标志（下面介绍）为1时该确认序列号的字段才有效。主要用来解决不丢包的问题；
• Offset：给出首部中32 bit字的数目，需要这个值是因为任选字段的长度是可变的。这个字段占4bit（最多能表示15个32bit的的字，即4*15=60个字节的首部长度），因此TCP最多有60字节的首部。然而，没有任选字段，正常的长度是20字节；
• Window：窗口大小，也就是有名的滑动窗口，用来进行流量控制；这是一个复杂的问题，这篇博文中并不会进行总结的；
• TCP Flags:TCP首部中有6个标志比特，它们中的多个可同时被设置为1，主要是用于操控TCP的状态机的，依次为URG，ACK，PSH，RST，SYN，FIN。每个标志位的意思如下：
  • URG：此标志表示TCP包的紧急指针域（后面马上就要说到）有效，用来保证TCP连接不被中断，并且督促中间层设备要尽快处理这些数据；
  • ACK：此标志表示应答域有效，就是说前面所说的TCP应答号将会包含在TCP数据包中；有两个取值：0和1，为1的时候表示应答域有效，反之为0；
  • PSH：这个标志位表示Push操作。所谓Push操作就是指在数据包到达接收端以后，立即传送给应用程序，而不是在缓冲区中排队；
  • RST：这个标志表示连接复位请求。用来复位那些产生错误的连接，也被用来拒绝错误和非法的数据包；
  • SYN：表示同步序号，用来建立连接。SYN标志位和ACK标志位搭配使用，当连接请求的时候，SYN=1，ACK=0；连接被响应的时候，SYN=1，ACK=1；这个标志的数据包经常被用来进行端口扫描。扫描者发送一个只有SYN的数据包，如果对方主机响应了一个数据包回来 ，就表明这台主机存在这个端口；但是由于这种扫描方式只是进行TCP三次握手的第一次握手，因此这种扫描的成功表示被扫描的机器不很安全，一台安全的主机将会强制要求一个连接严格的进行TCP的三次握手；
  • FIN： 表示发送端已经达到数据末尾，也就是说双方的数据传送完成，没有数据可以传送了，发送FIN标志位的TCP数据包后，连接将被断开。这个标志的数据包也经常被用于进行端口扫描。

好了，基本知识都已经准备好了，开始下一段的征程吧。

三次握手又是什么？

TCP是面向连接的，无论哪一方向另一方发送数据之前，都必须先在双方之间建立一条连接。在TCP/IP协议中，TCP协议提供可靠的连接服务，连接是通过三次握手进行初始化的。三次握手的目的是同步连接双方的序列号和确认号并交换 TCP窗口大小信息。这就是面试中经常会被问到的TCP三次握手。只是了解TCP三次握手的概念，对你获得一份工作是没有任何帮助的，你需要去了解TCP三次握手中的一些细节。先来看图说话。

1.一开始Client和Server是两个互不相关的东西，来自不同的星球。但是这时的Server绑定了IP地址和端口号，在自己的地盘时刻的监听。这时的Server端所处的状态叫做LISTEN。
2.忽然有一天Client有事情要求Server帮忙，由于Server是TCP通信，所以它要先进行连接，然后才可以把要求Server的事情告诉它。为了连接，它调用了connect()这个函数，这时发送给Server的数据是SYN=1，seq=x，这时的Client段所处的状态叫做SYN_SENT。
3.Server接收到Client的连接请求以后，就会对这个请求的帧进行回复，所以原本阻塞的accept()函数就接收到一个连接请求，同时回复给Client的帧为SYN=1，seq=y，ACK=x+1。这时的Server端从上一个状态变为SYN_RCVD这个状态。
4.这时的Client收到了Server的应答，就会很高兴，但是它明白，这时的Server不是一个完全准备好的通信端，还需要它的第三次握手，所以它要对刚收到的帧进行确认。所以回复的数据帧是ACK=y+1。这时的Client就进入了连接建立的状态。当Server收到这个确认帧之后，Server也进入了连接建立的状态。但是这里注意，最后Client发送给Server的这个确认帧是没有数据的，因为这里没有seq的值，只是一个ACK的确认。具体能不能带数据，看下面解释。
5.通信连接都建立起来了，这时的Client就可以把要请求Server帮的忙告诉Server了，所以它会先发数据给Server，调用系统调用write发送数据。这时的seq=x+1，ACK=y+1（这两个号码都是接上面的）。然后Server系统调用接收数据。并对这个帧进行确认，ACK=x+2。注意一点：这个确认帧也没有携带数据，所以它不会占用序列号。
还有注意一点：序号的范围是无符号的32位整数，这个序号的值是会回绕的，初始值是随机设定的。

多么清晰的一张图，当然了，也不是我画的，我也只是引用过来说明问题了。

第一次握手：建立连接。客户端发送连接请求报文段，将SYN位置为1，Sequence Number为x；然后，客户端进入SYN_SEND状态，等待服务器的确认；TCP规定SYN报文不能携带数据，但是要消耗一个序号。

第二次握手：服务器收到SYN报文段。服务器收到客户端的SYN报文段，需要对这个SYN报文段进行确认，设置Acknowledgment Number为x+1(Sequence Number+1)；同时，自己自己还要发送SYN请求信息，将SYN位置为1，Sequence Number为y；服务器端将上述所有信息放到一个报文段（即SYN+ACK报文段）中，一并发送给客户端，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，这个报文段发送完毕以后，客户端和服务器端都进入ESTABLISHED状态，完成TCP三次握手。TCP规定：ACK报文段可以携带数据，但如果不携带数据则不消耗序号。

完成了三次握手，客户端和服务器端就可以开始传送数据。以上就是TCP三次握手的总体介绍。

为什么需要三次握手？

既然总结了TCP的三次握手，那为什么非要三次呢？怎么觉得两次就可以完成了。那TCP为什么非要进行三次连接呢？在谢希仁的《计算机网络》中是这样说的：

为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了服务端，因而产生错误。

　　在书中同时举了一个例子，如下：

“已失效的连接请求报文段”的产生在这样一种情况下：

client发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某个网络结点长时间的滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达server。

本来这是一个早已失效的报文段。但server收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是client再次发出的一个新的连接请求。

于是就向client发出确认报文段，同意建立连接。假设不采用“三次握手”，那么只要server发出确认，新的连接就建立了。

由于现在client并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬server的确认，也不会向server发送数据。

但server却以为新的运输连接已经建立，并一直等待client发来数据。这样，server的很多资源就白白浪费掉了。

采用“三次握手”的办法可以防止上述现象发生。

例如刚才那种情况，client不会向server的确认发出确认。server由于收不到确认，就知道client并没有要求建立连接。”

四次挥手是什么？

第一次挥手：主机1（可以使客户端，也可以是服务器端），设置Sequence Number和Acknowledgment Number，向主机2发送一个FIN报文段；此时，主机1进入FIN_WAIT_1状态；这表示主机1没有数据要发送给主机2了。

注意：这时的序号等于前面已经传送过的数据的最后一个字节的序号加1，并且TCP规定，FIN报文即使不携带数据，也要消耗一个序号。

第二次挥手：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状态，等待主机2发出连接释放报文段；此时的这个确认报文的自己的序号是v，等于B前面已经传送过的数据的最后一个字节的序号加1。这时主机1到主机2方向的连接已经释放掉了，TCP处于半关闭状态，也就是说主机1已经没有数据要发送了，但是如果主机2还有数据要发送，主机1仍要接收。

第三次挥手：如果主机2已经没有数据向1发送了，上层的应用进程就通知TCP释放连接。这时主机2发出的连接释放报文必须使FIN=1，假设现在主机2的序号为w（在半关闭状态下主机2可能又发送了一些数据）。主机2还必须重复上次的确认号ack=u+1。这时的主机2就进入LAST-ACK状态，等待A的确认。

第四次挥手：主机1在收到主机2的连接释放报文后，必须对此发出确认，然后主机1就进入了TIME-WAIT状态。注意，这时的TCP连接还没有释放掉，必须等待2MSL（最长报文寿命）A才能进入到CLOSED状态。

解释一下A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的原因？

第一：为了保证主机1发送的最后一个ACK报文能够到达主机2。这个ACK的报文有可能丢失，因为使处于LAST-ACK状态的主机2收不到FIN+ACK的确认报文，主机2会超时重传这个FIN+ACK报文段。而A就能够在2MSL的时间内收到这个重传的FIN+ACK的报文。接着主机1重传一次确认，重新启动2MSL计时器。如果主机1不在TIME-WAIT状态下等待一段时间，而是在发送完ACK报文后立即释放连接，那么就无法收到重传的FIN+ACK报文，因而也不会再一次的发送确认报文，那么主机2就不能按照正常的步骤进入到CLOSED状态。

第二：就是为了防止上一节提到“已失效的连接请求报文”出现在本连接中。主机1发送完最后一个ACK的报文后，再经过2MSL就可以是本连接持续的时间内所产生的所有报文都从网络中消失。这样就可以是下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文。不然的话，如果没有这个等待时间，那么万一立刻就有新的连接建立的需求，那么新的连接建立起来，上一次的报文还在网络中没有完全的消失，这样的话两次的报文就混在一起了，等待的这个时间就是延缓下次连接的建立时间，让本次的报文彻底的消失在网络中。

为什么四次挥手呢？

那四次分手又是为何呢？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。

• FIN_WAIT_1: 这个状态要好好解释一下，其实FIN_WAIT_1和FIN_WAIT_2状态的真正含义都是表示等待对方的FIN报文。而这两种状态的区别是：FIN_WAIT_1状态实际上是当SOCKET在ESTABLISHED状态时，它想主动关闭连接，向对方发送了FIN报文，此时该SOCKET即进入到FIN_WAIT_1状态。而当对方回应ACK报文后，则进入到FIN_WAIT_2状态，当然在实际的正常情况下，无论对方何种情况下，都应该马上回应ACK报文，所以FIN_WAIT_1状态一般是比较难见到的，而FIN_WAIT_2状态还有时常常可以用netstat看到。（主动方）
• FIN_WAIT_2：上面已经详细解释了这种状态，实际上FIN_WAIT_2状态下的SOCKET，表示半连接，也即有一方要求close连接，但另外还告诉对方，我暂时还有点数据需要传送给你(ACK信息)，稍后再关闭连接。（主动方）
• CLOSE_WAIT：这种状态的含义其实是表示在等待关闭。怎么理解呢？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，此时则进入到CLOSE_WAIT状态。接下来呢，实际上你真正需要考虑的事情是察看你是否还有数据发送给对方，如果没有的话，那么你也就可以 close这个SOCKET，发送FIN报文给对方，也即关闭连接。所以你在CLOSE_WAIT状态下，需要完成的事情是等待你去关闭连接。（被动方）
• LAST_ACK: 这个状态还是比较容易好理解的，它是被动关闭一方在发送FIN报文后，最后等待对方的ACK报文。当收到ACK报文后，也即可以进入到CLOSED可用状态了。（被动方）
• TIME_WAIT: 表示收到了对方的FIN报文，并发送出了ACK报文，就等2MSL后即可回到CLOSED可用状态了。如果FINWAIT1状态下，收到了对方同时带FIN标志和ACK标志的报文时，可以直接进入到TIME_WAIT状态，而无须经过FIN_WAIT_2状态。（主动方）
• CLOSED: 表示连接中断。

最后说一下三次握手的缺陷：SYN FLOOD

问题就出在TCP连接的三次握手中，假设一个用户向服务器发送了SYN报文后突然死机或掉

线，那么服务器在發出SYN+ACK應答報文後是無法收到用戶端的ACK報文的（第三次握手無

法完成），這種情況下服务器端一般會重試（再次發送SYN+ACK給用戶端）並等待一段時

間後丟棄這個未完成的連接，這段時間的長度我們稱為SYN Timeout，一般來說這個時間

是分钟的数量级（大约为30秒-2分钟）；一個用戶出現异常导致伺服器的一個線程等待1

分钟並不是什麼很大的問題，但如果有一個恶意的攻擊者大量类比這種情況，伺服器端將

為了维护一個非常大的半連接列表而消耗非常多的資源。

数以万计的半連接，即使是簡單的保存並遍历也會消耗非常多的CPU時間和内存，

何況還要不斷對這個列表中的IP進行SYN+ACK的重試。實際上如果伺服器的TCP/IP棧不

夠強大，最後的結果往往是堆栈溢出崩潰---即使伺服器端的系統足夠強大，伺服器端也

將忙於處理攻擊者偽造的TCP連接請求而無暇理睬客戶的正常請求（毕竟用戶端的正常請

求比率非常之小），此時從正常客戶的角度看來，伺服器失去响应，這種情況我們稱作：

伺服器端受到了SYN Flood攻擊（SYN洪水攻擊）。

从防护角度來說，有幾種簡單的解決方法，第一種是縮短SYN Timeout時間，由於SYN

Flood攻擊的效果取決於伺服器上保持的SYN半連接數，這個值=SYN攻擊的頻度 x SYN

Timeout，所以通過縮短從接收到SYN報文到確定這個報文無效並丟棄改連接的時間，例如

設置為20秒以下（過低的SYN Timeout設置可能會影響客戶的正常訪問），可以成倍的降

低伺服器的負荷。

第二種方法是設置SYN Cookie，就是給每一個請求連接的IP位址分配一個Cookie，如果短

時間內連續受到某個IP的重複SYN報文，就認定是受到了攻擊，以後從這個IP地址來的包

會被一概丟棄。

可是上述的兩種方法只能對付比較原始的SYN Flood攻擊，縮短SYN Timeout時間僅在對方

攻擊頻度不高的情況下生效，SYN Cookie更依賴于對方使用真實的IP位址，如果攻擊者以

數萬/秒的速度發送SYN報文，同時利用SOCK_RAW隨機改寫IP報文中的源位址，以上的方法

將毫無用武之地。