【tcp】关于三次握手和四次挥手，面试官想听到怎样的回答？
为什么是三次握手？不是两次、四次？
相信大家比较常回答的是：“因为三次握手才能保证双方具有接收和发送的能力。”
这回答是没问题，但这回答是片面的，并没有说出主要的原因。
我们先来知道什么是 TCP 连接？
用于保证可靠性和流量控制维护的某些状态信息，这些信息的组合，包括Socket、序列号和窗口大小称为连接。
所以，重要的是为什么三次握手才可以初始化Socket、序列号和窗口大小并建立 TCP 连接。
接下来以三个方面分析三次握手的原因：
- 三次握手才可以阻止重复历史连接的初始化
- 三次握手才可以同步双方的初始序列号
- 三次握手才可以避免资源浪费
原因一：避免历史连接
我们来看看 RFC 793 指出的 TCP 连接使用三次握手的首要原因：
The principle reason for the three-way handshake is to prevent old duplicate connection initiations from causing confusion.
简单来说，三次握手的首要原因是为了防止旧的重复连接初始化造成混乱。
网络环境是错综复杂的，往往并不是如我们期望的一样，先发送的数据包，就先到达目标主机，反而它很骚，可能会由于网络拥堵等乱七八糟的原因，会使得旧的数据包，先到达目标主机，那么这种情况下 TCP 三次握手是如何避免的呢？
image.png
客户端连续发送多次 SYN 建立连接的报文，在网络拥堵等情况下：
-
一个「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端；那么此时服务端就会回一个 SYN + ACK 报文给客户端；
-
客户端收到后可以根据自身的上下文，判断这是一个历史连接（序列号过期或超时），那么客户端就会发送 RST 报文给服务端，表示中止这一次连接。
如果是两次握手连接，就不能阻止历史连接。
主要是因为在两次握手的情况下，「被动发起方」没有中间状态给「主动发起方」来阻止历史连接，导致「被动发起方」可能建立一个历史连接，造成资源浪费。
你想想，两次握手的情况下，「被动发起方」在收到 SYN 报文后，就进入 ESTABLISHED 状态，意味着这时可以给对方发送数据给，但是「主动发」起方此时还没有进入 ESTABLISHED 状态，假设这次是历史连接，主动发起方判断到此次连接为历史连接，那么就会回 RST 报文来断开连接，而「被动发起方」在第一次握手的时候就进入 ESTABLISHED 状态，所以它可以发送数据的，但是它并不知道这个是历史连接，它只有在收到 RST 报文后，才会断开连接。
image.png
可以看到，上面这种场景下，「被动发起方」在向「主动发起方」发送数据前，并没有阻止掉历史连接，导致「被动发起方」建立了一个历史连接，又白白发送了数据，妥妥地浪费了「被动发起方」的资源。
因此，要解决这种现象，最好就是在「被动发起方」发送数据前，也就是建立连接之前，要阻止掉历史连接，这样就不会造成资源浪费，而要实现这个功能，就需要三次握手。
在三次握手的情况下， 可以在服务端建立连接之前，可以阻止掉了历史连接，从而保证建立的连接不是历史连接。
如果是历史连接（序列号过期或超时），则第三次握手发送的报文是 RST 报文，以此中止历史连接；
如果不是历史连接，则第三次发送的报文是 ACK 报文，通信双方就会成功建立连接；
所以， TCP 使用三次握手建立连接的最主要原因是防止历史连接初始化了连接。
原因二：同步双方初始序列号
TCP 协议的通信双方， 都必须维护一个「序列号」， 序列号是可靠传输的一个关键因素，它的作用：
- 接收方可以去除重复的数据；
- 接收方可以根据数据包的序列号按序接收；
- 可以标识发送出去的数据包中， 哪些是已经被对方收到的；
可见，序列号在 TCP 连接中占据着非常重要的作用，所以当客户端发送携带「初始序列号」的 SYN 报文的时候，需要服务端回一个 ACK 应答报文，表示客户端的 SYN 报文已被服务端成功接收，那当服务端发送「初始序列号」给客户端的时候，依然也要得到客户端的应答回应，这样一来一回，才能确保双方的初始序列号能被可靠的同步。
image.png
四次握手其实也能够可靠的同步双方的初始化序号，但由于第二步和第三步可以优化成一步，所以就成了「三次握手」。
而两次握手只保证了一方的初始序列号能被对方成功接收，没办法保证双方的初始序列号都能被确认接收。
原因三：避免资源浪费
如果只有「两次握手」，当客户端的 SYN 请求连接在网络中阻塞，客户端没有接收到 ACK 报文，就会重新发送 SYN ，由于没有第三次握手，服务器不清楚客户端是否收到了自己发送的建立连接的 ACK 确认信号，所以每收到一个 SYN 就只能先主动建立一个连接，这会造成什么情况呢？
如果客户端的 SYN 阻塞了，重复发送多次 SYN 报文，那么服务器在收到请求后就会建立多个冗余的无效链接，造成不必要的资源浪费。
image.png
即两次握手会造成消息滞留情况下，服务器重复接受无用的连接请求 SYN 报文，而造成重复分配资源。
TCP 四次挥手
CP 四次挥手过程和状态变迁
image.png
天下没有不散的宴席，对于 TCP 连接也是这样， TCP 断开连接是通过四次挥手方式。
双方都可以主动断开连接，断开连接后主机中的「资源」将被释放：
-
客户端打算关闭连接，此时会发送一个 TCP 首部 FIN 标志位被置为 1 的报文，也即 FIN 报文，之后客户端进入 FIN_WAIT_1 状态。
-
服务端收到该报文后，就向客户端发送 ACK 应答报文，接着服务端进入 CLOSED_WAIT 状态。
-
客户端收到服务端的 ACK 应答报文后，之后进入 FIN_WAIT_2 状态。
-
等待服务端处理完数据后，也向客户端发送 FIN 报文，之后服务端进入 LAST_ACK 状态。
-
客户端收到服务端的 FIN 报文后，回一个 ACK 应答报文，之后进入 TIME_WAIT 状态服务器收到了 ACK 应答报文后，就进入了 CLOSE 状态，至此服务端已经完成连接的关闭。
-
客户端在经过 2MSL 一段时间后，自动进入 CLOSE 状态，至此客户端也完成连接的关闭。
你可以看到，每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手。
这里一点需要注意是：主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态。
为什么挥手需要四次？
再来回顾下四次挥手双方发 FIN 包的过程，就能理解为什么需要四次了。
关闭连接时，客户端向服务端发送 FIN 时，仅仅表示客户端不再发送数据了但是还能接收数据。
服务器收到客户端的 FIN 报文时，先回一个 ACK 应答报文，而服务端可能还有数据需要处理和发送，等服务端不再发送数据时，才发送 FIN 报文给客户端来表示同意现在关闭连接。
从上面过程可知，服务端通常需要等待完成数据的发送和处理，所以服务端的 ACK 和 FIN 一般都会分开发送，从而比三次握手导致多了一次。
为什么 TIME_WAIT 等待的时间是 2MSL？
MSL 是 Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。
因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个 TTL 字段，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。
MSL 与 TTL 的区别： MSL 的单位是时间，而 TTL 是经过路由跳数。
所以 MSL 应该要大于等于 TTL 消耗为 0 的时间，以确保报文已被自然消亡。
TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比较合理的解释是： 网络中可能存在来自发送方的数据包，当这些发送方的数据包被接收方处理后又会向对方发送响应，所以一来一回需要等待 2 倍的时间。
比如如果被动关闭方没有收到断开连接的最后的 ACK 报文，就会触发超时重发 Fin 报文，另一方接收到 FIN 后，会重发 ACK 给被动关闭方， 一来一去正好 2 个 MSL。
2MSL 的时间是从客户端接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的。如果在 TIME-WAIT 时间内，因为客户端的 ACK 没有传输到服务端，客户端又接收到了服务端重发的 FIN 报文，那么 2MSL 时间将重新计时。
在 Linux 系统里 2MSL 默认是 60 秒，那么一个 MSL 也就是 30 秒。
Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时间为固定的 60 秒。
其定义在 Linux 内核代码里的名称为 TCP_TIMEWAIT_LEN：
#define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) /* how long to wait to destroy TIME-WAIT
state, about 60 seconds */
如果要修改 TIME_WAIT 的时间长度，只能修改 Linux 内核代码里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值，并重新编译 Linux 内核。
为什么需要 TIME_WAIT 状态？
主动发起关闭连接的一方，才会有 TIME-WAIT 状态。
需要 TIME-WAIT 状态，主要是两个原因：
- 防止具有相同「四元组」的「旧」数据包被收到；
- 保证「被动关闭连接」的一方能被正确的关闭，即保证最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭；
原因一：防止旧连接的数据包
假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，被延迟的数据包抵达后会发生什么呢？
image.png
如上图黄色框框服务端在关闭连接之前发送的 SEQ = 301 报文，被网络延迟了。
这时有相同端口的 TCP 连接被复用后，被延迟的 SEQ = 301 抵达了客户端，那么客户端是有可能正常接收这个过期的报文，这就会产生数据错乱等严重的问题。
所以，TCP 就设计出了这么一个机制，经过 2MSL 这个时间，足以让两个方向上的数据包都被丢弃，使得原来连接的数据包在网络中都自然消失，再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的。
原因二：保证连接正确关闭
在 RFC 793 指出 TIME-WAIT 另一个重要的作用是：
TIME-WAIT - represents waiting for enough time to pass to be sure the remote TCP received the acknowledgment of its connection termination request.
也就是说，TIME-WAIT 作用是等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。
假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，断开连接会造成什么问题呢？
image.png
如上图红色框框客户端四次挥手的最后一个 ACK 报文如果在网络中被丢失了，此时如果客户端 TIME-WAIT 过短或没有，则就直接进入了 CLOSE 状态了，那么服务端则会一直处在 LASE-ACK 状态。
当客户端发起建立连接的 SYN 请求报文后，服务端会发送 RST 报文给客户端，连接建立的过程就会被终止。
如果 TIME-WAIT 等待足够长的情况就会遇到两种情况：
服务端正常收到四次挥手的最后一个 ACK 报文，则服务端正常关闭连接。
服务端没有收到四次挥手的最后一个 ACK 报文时，则会重发 FIN 关闭连接报文并等待新的 ACK 报文。
所以客户端在 TIME-WAIT 状态等待 2MSL 时间后，就可以保证双方的连接都可以正常的关闭。
TIME_WAIT 过多有什么危害？
如果服务器有处于 TIME-WAIT 状态的 TCP，则说明是由服务器方主动发起的断开请求。
过多的 TIME-WAIT 状态主要的危害有两种：
第一是内存资源占用；
第二是对端口资源的占用，一个 TCP 连接至少消耗一个本地端口；
第二个危害是会造成严重的后果的，要知道，端口资源也是有限的，一般可以开启的端口为 32768～61000，也可以通过如下参数设置指定
net.ipv4.ip_local_port_range
如果发起连接一方的 TIME_WAIT 状态过多，占满了所有端口资源，则会导致无法创建新连接。
客户端受端口资源限制：
客户端TIME_WAIT过多，就会导致端口资源被占用，因为端口就65536个，被占满就会导致无法创建新的连接。
服务端受系统资源限制：
由于一个四元组表示 TCP 连接，理论上服务端可以建立很多连接，服务端确实只监听一个端口 但是会把连接扔给处理线程，所以理论上监听的端口可以继续监听。但是线程池处理不了那么多一直不断的连接了。所以当服务端出现大量 TIME_WAIT 时，系统资源被占满时，会导致处理不过来新的连接。
如何优化 TIME_WAIT？
这里给出优化 TIME-WAIT 的几个方式，都是有利有弊：
打开 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 选项；
net.ipv4.tcp_max_tw_buckets
程序中使用 SO_LINGER ，应用强制使用 RST 关闭。
方式一：
net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps如下的 Linux 内核参数开启后，则可以复用处于 TIME_WAIT 的 socket 为新的连接所用。
有一点需要注意的是，tcp_tw_reuse 功能只能用客户端（连接发起方），因为开启了该功能，在调用 connect() 函数时，内核会随机找一个 time_wait 状态超过 1 秒的连接给新的连接复用。
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1
net.ipv4.tcp_timestamps=1（默认即为 1）
这个时间戳的字段是在 TCP 头部的「选项」里，用于记录 TCP 发送方的当前时间戳和从对端接收到的最新时间戳。
由于引入了时间戳，我们在前面提到的 2MSL 问题就不复存在了，因为重复的数据包会因为时间戳过期被自然丢弃。
方式二：net.ipv4.tcp_max_tw_buckets
这个值默认为 18000，当系统中处于 TIME_WAIT 的连接一旦超过这个值时，系统就会将所有的 TIME_WAIT 连接状态重置。
这个方法过于暴力，而且治标不治本，带来的问题远比解决的问题多，不推荐使用。
方式三：程序中使用 SO_LINGER
我们可以通过设置 socket 选项，来设置调用 close 关闭连接行为。
struct linger so_linger;
so_linger.l_onoff = 1;
so_linger.l_linger = 0;
setsockopt(s, SOL_SOCKET, SO_LINGER, &so_linger,sizeof(so_linger));
如果l_onoff为非 0， 且l_linger值为 0，那么调用close后，会立该发送一个RST标志给对端，该 TCP 连接将跳过四次挥手，也就跳过了TIME_WAIT状态，直接关闭。但这为跨越TIME_WAIT状态提供了一个可能，不过是一个非常危险的行为，不值得提倡。
参考
关于三次握手和四次挥手，面试官想听到怎样的回答？
https://www.zhihu.com/question/271701044/answer/1279809269
