PS：本次文章不涉及 TCP 流量控制、擁塞控制、可靠性傳輸等方面知識，這些知識在這篇：你還在為 TCP 重傳、滑動窗口、流量控制、擁塞控制發愁嗎?看完圖解就不愁了。
一、TCP 基本認識瞧瞧 TCP 頭格式我們先來看看 TCP 頭的格式，標注顏色的表示與本文關聯比較大的字段，其他字段不做詳細闡述。
TCP 頭格式
序列號：在建立連接時由計算機生成的隨機數作為其初始值，通過 SYN 包傳給接收端主機，每發送一次數據，就「累加」一次該「數據字節數」的大小。用來解決網絡包亂序問題。
確認應答號：指下一次「期望」收到的數據的序列號，發送端收到這個確認應答以后可以認為在這個序號以前的數據都已經被正常接收。用來解決丟包的問題。
控制位：
ACK：該位為 1 時，「確認應答」的字段變為有效，TCP 規定除了最初建立連接時的 SYN 包之外該位必須設置為 1 。RST：該位為 1 時，表示 TCP 連接中出現異常必須強制斷開連接。SYN：該位為 1 時，表示希望建立連接，并在其「序列號」的字段進行序列號初始值的設定。FIN：該位為 1 時，表示今后不會再有數據發送，希望斷開連接。當通信結束希望斷開連接時，通信雙方的主機之間就可以相互交換FIN 位為 1 的 TCP 段。為什么需要 TCP 協議?TCP 工作在哪一層?IP 層是「不可靠」的，它不保證網絡包的交付、不保證網絡包的按序交付、也不保證網絡包中的數據的完整性。
OSI 參考模型與 TCP/IP 的關系
如果需要保障網絡數據包的可靠性，那么就需要由上層(傳輸層)的 TCP 協議來負責。
因為 TCP 是一個工作在傳輸層的可靠數據傳輸的服務，它能確保接收端接收的網絡包是無損壞、無間隔、非冗余和按序的。
什么是 TCP ?TCP 是面向連接的、可靠的、基于字節流的傳輸層通信協議。
面向連接：一定是「一對一」才能連接，不能像 UDP 協議可以一個主機同時向多個主機發送消息，也就是一對多是無法做到的；可靠的：無論的網絡鏈路中出現了怎樣的鏈路變化，TCP 都可以保證一個報文一定能夠到達接收端；字節流：消息是「沒有邊界」的，所以無論我們消息有多大都可以進行傳輸。并且消息是「有序的」，當「前一個」消息沒有收到的時候，即使它先收到了后面的字節，那么也不能扔給應用層去處理，同時對「重復」的報文會自動丟棄。什么是 TCP 連接?我們來看看 RFC 793 是如何定義「連接」的：
Connections: The reliability and flow control mechanisms described above require that TCPs initialize and maintain certain status information for each data stream. The combination of this information, including sockets, sequence numbers, and window sizes, is called a connection.
簡單來說就是，用于保證可靠性和流量控制維護的某些狀態信息，這些信息的組合，包括Socket、序列號和窗口大小稱為連接。
所以我們可以知道，建立一個 TCP 連接是需要客戶端與服務器端達成上述三個信息的共識。
Socket：由 IP 地址和端口號組成序列號：用來解決亂序問題等窗口大?。河脕碜隽髁靠刂迫绾挝ㄒ淮_定一個 TCP 連接呢?TCP 四元組可以唯一的確定一個連接，四元組包括如下：
源地址源端口目的地址目的端口TCP 四元組
源地址和目的地址的字段(32位)是在 IP 頭部中，作用是通過 IP 協議發送報文給對方主機。
源端口和目的端口的字段(16位)是在 TCP 頭部中，作用是告訴 TCP 協議應該把報文發給哪個進程。
有一個 IP 的服務器監聽了一個端口，它的 TCP 的最大連接數是多少?服務器通常固定在某個本地端口上監聽，等待客戶端的連接請求。
因此，客戶端 IP 和 端口是可變的，其理論值計算公式如下:
對 IPv4，客戶端的 IP 數最多為 2 的 32 次方，客戶端的端口數最多為 2 的 16 次方，也就是服務端單機最大 TCP 連接數，約為2 的 48 次方。
當然，服務端最大并發 TCP 連接數遠不能達到理論上限，會受以下因素影響：
文件描述符限制，每個 TCP 連接都是一個文件，如果文件描述符被占滿了，會發生 too many open files。Linux 對可打開的文件描述符的數量分別作了三個方面的限制：系統級：當前系統可打開的最大數量，通過 cat /proc/sys/fs/file-max 查看；
用戶級：指定用戶可打開的最大數量，通過 cat /etc/security/limits.conf 查看；
進程級：單個進程可打開的最大數量，通過 cat /proc/sys/fs/nr_open 查看；
內存限制，每個 TCP 連接都要占用一定內存，操作系統的內存是有限的，如果內存資源被占滿后，會發生 OOM。UDP 和 TCP 有什么區別呢?分別的應用場景是?UDP 不提供復雜的控制機制，利用 IP 提供面向「無連接」的通信服務。
UDP 協議真的非常簡，頭部只有 8 個字節( 64 位)，UDP 的頭部格式如下：
UDP 頭部格式
目標和源端口：主要是告訴 UDP 協議應該把報文發給哪個進程。包長度：該字段保存了 UDP 首部的長度跟數據的長度之和。校驗和：校驗和是為了提供可靠的 UDP 首部和數據而設計，防止收到在網絡傳輸中受損的 UDP包。TCP 和 UDP 區別：
1. 連接
TCP 是面向連接的傳輸層協議，傳輸數據前先要建立連接。UDP 是不需要連接，即刻傳輸數據。2. 服務對象
TCP 是一對一的兩點服務，即一條連接只有兩個端點。UDP 支持一對一、一對多、多對多的交互通信。3. 可靠性
TCP 是可靠交付數據的，數據可以無差錯、不丟失、不重復、按需到達。UDP 是盡最大努力交付，不保證可靠交付數據。4. 擁塞控制、流量控制
TCP 有擁塞控制和流量控制機制，保證數據傳輸的安全性。UDP 則沒有，即使網絡非常擁堵了，也不會影響 UDP 的發送速率。5. 首部開銷
TCP 首部長度較長，會有一定的開銷，首部在沒有使用「選項」字段時是 20 個字節，如果使用了「選項」字段則會變長的。UDP 首部只有 8 個字節，并且是固定不變的，開銷較小。6. 傳輸方式
TCP 是流式傳輸，沒有邊界，但保證順序和可靠。UDP 是一個包一個包的發送，是有邊界的，但可能會丟包和亂序。7. 分片不同
TCP 的數據大小如果大于 MSS 大小，則會在傳輸層進行分片，目標主機收到后，也同樣在傳輸層組裝 TCP 數據包，如果中途丟失了一個分片，只需要傳輸丟失的這個分片。UDP 的數據大小如果大于 MTU 大小，則會在 IP 層進行分片，目標主機收到后，在 IP 層組裝完數據，接著再傳給傳輸層。TCP 和 UDP 應用場景：
由于 TCP 是面向連接，能保證數據的可靠性交付，因此經常用于：
FTP 文件傳輸；HTTP / HTTPS；由于 UDP 面向無連接，它可以隨時發送數據，再加上UDP本身的處理既簡單又高效，因此經常用于：
包總量較少的通信，如 DNS 、SNMP 等；視頻、音頻等多媒體通信；廣播通信；為什么 UDP 頭部沒有「首部長度」字段，而 TCP 頭部有「首部長度」字段呢?原因是 TCP 有可變長的「選項」字段，而 UDP 頭部長度則是不會變化的，無需多一個字段去記錄 UDP 的首部長度。
為什么 UDP 頭部有「包長度」字段，而 TCP 頭部則沒有「包長度」字段呢?先說說 TCP 是如何計算負載數據長度：
其中 IP 總長度 和 IP 首部長度，在 IP 首部格式是已知的。TCP 首部長度，則是在 TCP 首部格式已知的，所以就可以求得 TCP 數據的長度。
大家這時就奇怪了問：“ UDP 也是基于 IP 層的呀，那 UDP 的數據長度也可以通過這個公式計算呀?為何還要有「包長度」呢?”
這么一問，確實感覺 UDP 「包長度」是冗余的。
因為為了網絡設備硬件設計和處理方便，首部長度需要是 4 字節的整數倍。
如果去掉 UDP 「包長度」字段，那 UDP 首部長度就不是 4 字節的整數倍了，所以小林覺得這可能是為了補全 UDP 首部長度是 4 字節的整數倍，才補充了「包長度」字段。
二、TCP 連接建立TCP 三次握手過程和狀態變遷TCP 是面向連接的協議，所以使用 TCP 前必須先建立連接，而建立連接是通過三次握手來進行的。三次握手的過程如下圖(PS：圖中的 SYS_SENT 狀態是 SYN_SENT，偷懶就不重新畫圖了)：
TCP 三次握手
一開始，客戶端和服務端都處于 CLOSED 狀態。先是服務端主動監聽某個端口，處于 LISTEN 狀態。第一個報文—— SYN 報文
客戶端會隨機初始化序號(client_isn)，將此序號置于 TCP 首部的「序號」字段中，同時把 SYN 標志位置為 1 ，表示 SYN報文。接著把第一個 SYN 報文發送給服務端，表示向服務端發起連接，該報文不包含應用層數據，之后客戶端處于 SYN-SENT 狀態。
第二個報文 —— SYN + ACK 報文
服務端收到客戶端的 SYN 報文后，首先服務端也隨機初始化自己的序號(server_isn)，將此序號填入 TCP 首部的「序號」字段中，其次把 TCP 首部的「確認應答號」字段填入 client_isn + 1, 接著把 SYN 和 ACK 標志位置為 1。最后把該報文發給客戶端，該報文也不包含應用層數據，之后服務端處于 SYN-RCVD 狀態。第三個報文 —— ACK 報文
客戶端收到服務端報文后，還要向服務端回應最后一個應答報文，首先該應答報文 TCP 首部 ACK 標志位置為 1 ，其次「確認應答號」字段填入 server_isn + 1 ，最后把報文發送給服務端，這次報文可以攜帶客戶到服務器的數據，之后客戶端處于 ESTABLISHED 狀態。服務器收到客戶端的應答報文后，也進入 ESTABLISHED 狀態。從上面的過程可以發現第三次握手是可以攜帶數據的，前兩次握手是不可以攜帶數據的，這也是面試常問的題。
一旦完成三次握手，雙方都處于 ESTABLISHED 狀態，此時連接就已建立完成，客戶端和服務端就可以相互發送數據了。
如何在 Linux 系統中查看 TCP 狀態?TCP 的連接狀態查看，在 Linux 可以通過 netstat -napt 命令查看。
TCP 連接狀態查看
為什么是三次握手?不是兩次、四次?相信大家比較?；卮鸬氖牵骸耙驗槿挝帐植拍鼙ＷC雙方具有接收和發送的能力?！?/p>
這回答是沒問題，但這回答是片面的，并沒有說出主要的原因。
在前面我們知道了什么是 TCP 連接：
用于保證可靠性和流量控制維護的某些狀態信息，這些信息的組合，包括Socket、序列號和窗口大小稱為連接。所以，重要的是為什么三次握手才可以初始化Socket、序列號和窗口大小并建立 TCP 連接。
接下來，以三個方面分析三次握手的原因：
三次握手才可以阻止重復歷史連接的初始化(主要原因)三次握手才可以同步雙方的初始序列號三次握手才可以避免資源浪費原因一：避免歷史連接
我們來看看 RFC 793 指出的 TCP 連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.
簡單來說，三次握手的首要原因是為了防止舊的重復連接初始化造成混亂。
我們考慮一個場景，客戶端先發送了 SYN(seq = 90) 報文，但是被網絡阻塞了，服務端并沒有收到，接著客戶端又重新發送了 SYN(seq = 100) 報文，注意不是重傳 SYN，重傳的 SYN 的序列號是一樣的，來看看三次握手是如何阻止歷史連接的：
三次握手避免歷史連接
客戶端連續發送多次 SYN 建立連接的報文，在網絡擁堵情況下：
一個「舊 SYN 報文」比「最新的 SYN 」 報文早到達了服務端；那么此時服務端就會回一個 SYN + ACK 報文給客戶端；客戶端收到后可以根據自身的上下文，判斷這是一個歷史連接(序列號過期或超時)，那么客戶端就會發送 RST 報文給服務端，表示中止這一次連接。如果是兩次握手連接，就無法阻止歷史連接，那為什么 TCP 兩次握手為什么無法阻止歷史連接呢?
我先直接說結論，主要是因為在兩次握手的情況下，「被動發起方」沒有中間狀態給「主動發起方」來阻止歷史連接，導致「被動發起方」可能建立一個歷史連接，造成資源浪費。
你想想，兩次握手的情況下，「被動發起方」在收到 SYN 報文后，就進入 ESTABLISHED 狀態，意味著這時可以給對方發送數據給，但是「主動發」起方此時還沒有進入 ESTABLISHED 狀態，假設這次是歷史連接，主動發起方判斷到此次連接為歷史連接，那么就會回 RST 報文來斷開連接，而「被動發起方」在第一次握手的時候就進入 ESTABLISHED 狀態，所以它可以發送數據的，但是它并不知道這個是歷史連接，它只有在收到 RST 報文后，才會斷開連接。
兩次握手無法阻止歷史連接
可以看到，上面這種場景下，「被動發起方」在向「主動發起方」發送數據前，并沒有阻止掉歷史連接，導致「被動發起方」建立了一個歷史連接，又白白發送了數據，妥妥地浪費了「被動發起方」的資源。
因此，要解決這種現象，最好就是在「被動發起方」發送數據前，也就是建立連接之前，要阻止掉歷史連接，這樣就不會造成資源浪費，而要實現這個功能，就需要三次握手。
所以，TCP 使用三次握手建立連接的最主要原因是防止「歷史連接」初始化了連接。
原因二：同步雙方初始序列號
TCP 協議的通信雙方， 都必須維護一個「序列號」， 序列號是可靠傳輸的一個關鍵因素，它的作用：
接收方可以去除重復的數據；接收方可以根據數據包的序列號按序接收；可以標識發送出去的數據包中， 哪些是已經被對方收到的(通過 ACK 報文中的序列號知道)；可見，序列號在 TCP 連接中占據著非常重要的作用，所以當客戶端發送攜帶「初始序列號」的 SYN 報文的時候，需要服務端回一個 ACK應答報文，表示客戶端的 SYN 報文已被服務端成功接收，那當服務端發送「初始序列號」給客戶端的時候，依然也要得到客戶端的應答回應，這樣一來一回，才能確保雙方的初始序列號能被可靠的同步。
四次握手與三次握手
四次握手其實也能夠可靠的同步雙方的初始化序號，但由于第二步和第三步可以優化成一步，所以就成了「三次握手」。
而兩次握手只保證了一方的初始序列號能被對方成功接收，沒辦法保證雙方的初始序列號都能被確認接收。
原因三：避免資源浪費
如果只有「兩次握手」，當客戶端的 SYN 請求連接在網絡中阻塞，客戶端沒有接收到 ACK 報文，就會重新發送 SYN ，由于沒有第三次握手，服務器不清楚客戶端是否收到了自己發送的建立連接的 ACK 確認信號，所以每收到一個 SYN 就只能先主動建立一個連接，這會造成什么情況呢?
如果客戶端的 SYN 阻塞了，重復發送多次 SYN 報文，那么服務器在收到請求后就會建立多個冗余的無效鏈接，造成不必要的資源浪費。
兩次握手會造成資源浪費
即兩次握手會造成消息滯留情況下，服務器重復接受無用的連接請求 SYN 報文，而造成重復分配資源。
小結
TCP 建立連接時，通過三次握手能防止歷史連接的建立，能減少雙方不必要的資源開銷，能幫助雙方同步初始化序列號。序列號能夠保證數據包不重復、不丟棄和按序傳輸。
不使用「兩次握手」和「四次握手」的原因：
「兩次握手」：無法防止歷史連接的建立，會造成雙方資源的浪費，也無法可靠的同步雙方序列號；「四次握手」：三次握手就已經理論上最少可靠連接建立，所以不需要使用更多的通信次數。為什么每次建立 TCP 連接時，初始化的序列號都要求不一樣呢?
主要原因有兩個方面：
為了防止歷史報文被下一個相同四元組的連接接收(主要方面)；為了安全性，防止黑客偽造的相同序列號的 TCP 報文被對方接收；接下來，詳細說說第一點。
假設每次建立連接，客戶端和服務端的初始化序列號都是從 0 開始：
過程如下：
客戶端和服務端建立一個 TCP 連接，在客戶端發送數據包被網絡阻塞了，而此時服務端的進程重啟了，于是就會發送 RST 報文來斷開連接；緊接著，客戶端又與服務端建立了與上一個連接相同四元組的連接；在新連接建立完成后，上一個連接中被網絡阻塞的數據包正好抵達了服務端，剛好該數據包的序列號正好是在服務端的接收窗口內，所以該數據包會被服務端正常接收，就會造成數據錯亂。可以看到，如果每次建立連接，客戶端和服務端的初始化序列號都是一樣的話，很容易出現歷史報文被下一個相同四元組的連接接收的問題。
如果每次建立連接客戶端和服務端的初始化序列號都「不一樣」，就有大概率因為歷史報文的序列號「不在」對方接收窗口，從而很大程度上避免了歷史報文，比如下圖：
相反，如果每次建立連接客戶端和服務端的初始化序列號都「一樣」，就有大概率遇到歷史報文的序列號剛「好在」對方的接收窗口內，從而導致歷史報文被新連接成功接收。
所以，每次初始化序列號不一樣能夠很大程度上避免歷史報文被下一個相同四元組的連接接收，注意是很大程度上，并不是完全避免了(因為序列號會有回繞的問題，所以需要用時間戳的機制來判斷歷史報文，詳細看篇：TCP 是如何避免歷史報文的?)。
初始序列號 ISN 是如何隨機產生的?
起始 ISN 是基于時鐘的，每 4 毫秒 + 1，轉一圈要 4.55 個小時。
RFC793 提到初始化序列號 ISN 隨機生成算法：ISN = M + F(localhost, localport, remotehost, remoteport)。
M 是一個計時器，這個計時器每隔 4 毫秒加 1。F 是一個 Hash 算法，根據源 IP、目的 IP、源端口、目的端口生成一個隨機數值。要保證 Hash 算法不能被外部輕易推算得出，用 MD5 算法是一個比較好的選擇。可以看到，隨機數是會基于時鐘計時器遞增的，基本不可能會隨機成一樣的初始化序列號。
既然 IP 層會分片，為什么 TCP 層還需要 MSS 呢?我們先來認識下 MTU 和 MSS：
MTU 與 MSS
MTU：一個網絡包的最大長度，以太網中一般為 1500 字節；MSS：除去 IP 和 TCP 頭部之后，一個網絡包所能容納的 TCP 數據的最大長度；如果在 TCP 的整個報文(頭部 + 數據)交給 IP 層進行分片，會有什么異常呢?
當 IP 層有一個超過 MTU 大小的數據(TCP 頭部 + TCP 數據)要發送，那么 IP 層就要進行分片，把數據分片成若干片，保證每一個分片都小于 MTU。把一份 IP 數據報進行分片以后，由目標主機的 IP 層來進行重新組裝后，再交給上一層 TCP 傳輸層。
這看起來井然有序，但這存在隱患的，那么當如果一個 IP 分片丟失，整個 IP 報文的所有分片都得重傳。
因為 IP 層本身沒有超時重傳機制，它由傳輸層的 TCP 來負責超時和重傳。
當接收方發現 TCP 報文(頭部 + 數據)的某一片丟失后，則不會響應 ACK 給對方，那么發送方的 TCP 在超時后，就會重發「整個 TCP 報文(頭部 + 數據)」。
因此，可以得知由 IP 層進行分片傳輸，是非常沒有效率的。
所以，為了達到最佳的傳輸效能 TCP 協議在建立連接的時候通常要協商雙方的 MSS 值，當 TCP 層發現數據超過 MSS 時，則就先會進行分片，當然由它形成的 IP 包的長度也就不會大于 MTU ，自然也就不用 IP 分片了。
握手階段協商 MSS
經過 TCP 層分片后，如果一個 TCP 分片丟失后，進行重發時也是以 MSS 為單位，而不用重傳所有的分片，大大增加了重傳的效率。
第一次握手丟失了，會發生什么?當客戶端想和服務端建立 TCP 連接的時候，首先第一個發的就是 SYN 報文，然后進入到 SYN_SENT 狀態。
在這之后，如果客戶端遲遲收不到服務端的 SYN-ACK 報文(第二次握手)，就會觸發「超時重傳」機制，重傳 SYN 報文。
不同版本的操作系統可能超時時間不同，有的 1 秒的，也有 3 秒的，這個超時時間是寫死在內核里的，如果想要更改則需要重新編譯內核，比較麻煩。
當客戶端在 1 秒后沒收到服務端的 SYN-ACK 報文后，客戶端就會重發 SYN 報文，那到底重發幾次呢?
在 Linux 里，客戶端的 SYN 報文最大重傳次數由 tcp_syn_retries內核參數控制，這個參數是可以自定義的，默認值一般是 5。
通常，第一次超時重傳是在 1 秒后，第二次超時重傳是在 2 秒，第三次超時重傳是在 4 秒后，第四次超時重傳是在 8 秒后，第五次是在超時重傳 16 秒后。沒錯，每次超時的時間是上一次的 2 倍。
當第五次超時重傳后，會繼續等待 32 秒，如果服務端仍然沒有回應 ACK，客戶端就不再發送 SYN 包，然后斷開 TCP 連接。
所以，總耗時是 1+2+4+8+16+32=63 秒，大約 1 分鐘左右。
第二次握手丟失了，會發生什么?當服務端收到客戶端的第一次握手后，就會回 SYN-ACK 報文給客戶端，這個就是第二次握手，此時服務端會進入 SYN_RCVD 狀態。
第二次握手的 SYN-ACK 報文其實有兩個目的 ：
第二次握手里的 ACK， 是對第一次握手的確認報文；第二次握手里的 SYN，是服務端發起建立 TCP 連接的報文；所以，如果第二次握手丟了，就會發送比較有意思的事情，具體會怎么樣呢?
因為第二次握手報文里是包含對客戶端的第一次握手的 ACK 確認報文，所以，如果客戶端遲遲沒有收到第二次握手，那么客戶端就覺得可能自己的 SYN 報文(第一次握手)丟失了，于是客戶端就會觸發超時重傳機制，重傳 SYN 報文。
然后，因為第二次握手中包含服務端的 SYN 報文，所以當客戶端收到后，需要給服務端發送 ACK 確認報文(第三次握手)，服務端才會認為該 SYN 報文被客戶端收到了。
那么，如果第二次握手丟失了，服務端就收不到第三次握手，于是服務端這邊會觸發超時重傳機制，重傳 SYN-ACK 報文。
在 Linux 下，SYN-ACK 報文的最大重傳次數由 tcp_synack_retries內核參數決定，默認值是 5。
因此，當第二次握手丟失了，客戶端和服務端都會重傳：
客戶端會重傳 SYN 報文，也就是第一次握手，最大重傳次數由 tcp_syn_retries內核參數決定;服務端會重傳 SYN-AKC 報文，也就是第二次握手，最大重傳次數由tcp_synack_retries 內核參數決定。第三次握手丟失了，會發生什么?客戶端收到服務端的 SYN-ACK 報文后，就會給服務端回一個 ACK 報文，也就是第三次握手，此時客戶端狀態進入到 ESTABLISH 狀態。
因為這個第三次握手的 ACK 是對第二次握手的 SYN 的確認報文，所以當第三次握手丟失了，如果服務端那一方遲遲收不到這個確認報文，就會觸發超時重傳機制，重傳 SYN-ACK 報文，直到收到第三次握手，或者達到最大重傳次數。
注意，ACK 報文是不會有重傳的，當 ACK 丟失了，就由對方重傳對應的報文。
什么是 SYN 攻擊?如何避免 SYN 攻擊?SYN 攻擊
我們都知道 TCP 連接建立是需要三次握手，假設攻擊者短時間偽造不同 IP 地址的 SYN 報文，服務端每接收到一個 SYN 報文，就進入SYN_RCVD 狀態，但服務端發送出去的 ACK + SYN 報文，無法得到未知 IP 主機的 ACK 應答，久而久之就會占滿服務端的半連接隊列，使得服務器不能為正常用戶服務。
SYN 攻擊
避免 SYN 攻擊方式一
其中一種解決方式是通過修改 Linux 內核參數，控制隊列大小和當隊列滿時應做什么處理。
當網卡接收數據包的速度大于內核處理的速度時，會有一個隊列保存這些數據包?？刂圃撽犃械淖畲笾等缦聟担?p>net.core.netdev_max_backlogSYN_RCVD 狀態連接的最大個數：net.ipv4.tcp_max_syn_backlog超出處理能時，對新的 SYN 直接回報 RST，丟棄連接：
net.ipv4.tcp_abort_on_overflow
避免 SYN 攻擊方式二
我們先來看下 Linux 內核的 SYN 隊列(半連接隊列)與 Accpet隊列(全連接隊列)是如何工作的?
正常流程
正常流程：
當服務端接收到客戶端的 SYN 報文時，會將其加入到內核的「 SYN 隊列」；接著發送 SYN + ACK 給客戶端，等待客戶端回應 ACK 報文；服務端接收到 ACK 報文后，從「 SYN 隊列」移除放入到「 Accept 隊列」；應用通過調用 accpet() socket 接口，從「 Accept 隊列」取出連接。應用程序過慢
應用程序過慢：
如果應用程序過慢時，就會導致「 Accept 隊列」被占滿。
受到 SYN 攻擊
受到 SYN 攻擊：
如果不斷受到 SYN 攻擊，就會導致 SYN 隊列(半連接隊列)被占滿，從而導致無法在建立新的連接。tcp_syncookies 的方式可以應對 SYN 攻擊的方法：
net.ipv4.tcp_syncookies = 1
tcp_syncookies 應對 SYN 攻擊
當 「 SYN 隊列」滿之后，后續服務器收到 SYN 包，不進入「 SYN 隊列」；計算出一個 cookie 值，再以 SYN + ACK 中的「序列號」返回客戶端；服務端接收到客戶端的應答報文時，服務器會檢查這個 ACK 包的合法性。如果合法，直接放入到「 Accept 隊列」；最后應用通過調用 accpet() socket 接口，從「 Accept 隊列」取出的連接。三TCP 連接斷開TCP 四次揮手過程和狀態變遷天下沒有不散的宴席，對于 TCP 連接也是這樣， TCP 斷開連接是通過四次揮手方式。
雙方都可以主動斷開連接，斷開連接后主機中的「資源」將被釋放，四次揮手的過程如下圖：
客戶端主動關閉連接 —— TCP 四次揮手
客戶端打算關閉連接，此時會發送一個 TCP 首部 FIN 標志位被置為 1 的報文，也即 FIN 報文，之后客戶端進入 FIN_WAIT_1狀態。服務端收到該報文后，就向客戶端發送 ACK 應答報文，接著服務端進入CLOSED_WAIT 狀態?？蛻舳耸盏椒斩说?ACK 應答報文后，之后進入 FIN_WAIT_2狀態。等待服務端處理完數據后，也向客戶端發送 FIN 報文，之后服務端進入 LAST_ACK 狀態?？蛻舳耸盏椒斩说?FIN 報文后，回一個 ACK 應答報文，之后進入 TIME_WAIT 狀態。服務器收到了 ACK 應答報文后，就進入了 CLOSED 狀態，至此服務端已經完成連接的關閉?？蛻舳嗽诮涍^ 2MSL 一段時間后，自動進入 CLOSED 狀態，至此客戶端也完成連接的關閉。你可以看到，每個方向都需要一個 FIN 和一個 ACK，因此通常被稱為四次揮手。
這里一點需要注意是：主動關閉連接的，才有 TIME_WAIT 狀態。
為什么揮手需要四次?再來回顧下四次揮手雙方發 FIN 包的過程，就能理解為什么需要四次了。
關閉連接時，客戶端向服務端發送 FIN 時，僅僅表示客戶端不再發送數據了但是還能接收數據。服務器收到客戶端的 FIN 報文時，先回一個 ACK 應答報文，而服務端可能還有數據需要處理和發送，等服務端不再發送數據時，才發送 FIN 報文給客戶端來表示同意現在關閉連接。從上面過程可知，服務端通常需要等待完成數據的發送和處理，所以服務端的 ACK 和 FIN 一般都會分開發送，從而比三次握手導致多了一次。
第一次揮手丟失了，會發生什么?當客戶端(主動關閉方)調用 close 函數后，就會向服務端發送 FIN 報文，試圖與服務端斷開連接，此時客戶端的連接進入到 FIN_WAIT_1狀態。
正常情況下，如果能及時收到服務端(被動關閉方)的 ACK，則會很快變為 FIN_WAIT2狀態。
如果第一次揮手丟失了，那么客戶端遲遲收不到被動方的 ACK 的話，也就會觸發超時重傳機制，重傳 FIN 報文，重發次數由 tcp_orphan_retries 參數控制。
當客戶端重傳 FIN 報文的次數超過 tcp_orphan_retries 后，就不再發送 FIN 報文，直接進入到 close 狀態。
第二次揮手丟失了，會發生什么?當服務端收到客戶端的第一次揮手后，就會先回一個 ACK 確認報文，此時服務端的連接進入到 CLOSE_WAIT 狀態。
在前面我們也提了，ACK 報文是不會重傳的，所以如果服務端的第二次揮手丟失了，客戶端就會觸發超時重傳機制，重傳 FIN 報文，直到收到服務端的第二次揮手，或者達到最大的重傳次數。
這里提一下，當客戶端收到第二次揮手，也就是收到服務端發送的 ACK 報文后，客戶端就會處于 FIN_WAIT2 狀態，在這個狀態需要等服務端發送第三次揮手，也就是服務端的 FIN 報文。
對于 close 函數關閉的連接，由于無法再發送和接收數據，所以FIN_WAIT2 狀態不可以持續太久，而 tcp_fin_timeout 控制了這個狀態下連接的持續時長，默認值是 60 秒。
這意味著對于調用 close 關閉的連接，如果在 60 秒后還沒有收到 FIN 報文，客戶端(主動關閉方)的連接就會直接關閉。
第三次揮手丟失了，會發生什么?當服務端(被動關閉方)收到客戶端(主動關閉方)的 FIN 報文后，內核會自動回復 ACK，同時連接處于 CLOSE_WAIT 狀態，顧名思義，它表示等待應用進程調用 close 函數關閉連接。
此時，內核是沒有權利替代進程關閉連接，必須由進程主動調用 close 函數來觸發服務端發送 FIN 報文。
服務端處于 CLOSE_WAIT 狀態時，調用了 close 函數，內核就會發出 FIN 報文，同時連接進入 LAST_ACK 狀態，等待客戶端返回 ACK 來確認連接關閉。
如果遲遲收不到這個 ACK，服務端就會重發 FIN 報文，重發次數仍然由 tcp_orphan_retries 參數控制，這與客戶端重發 FIN 報文的重傳次數控制方式是一樣的。
第四次揮手丟失了，會發生什么?當客戶端收到服務端的第三次揮手的 FIN 報文后，就會回 ACK 報文，也就是第四次揮手，此時客戶端連接進入 TIME_WAIT 狀態。
在 Linux 系統，TIME_WAIT 狀態會持續 2MSL 后才會進入關閉狀態。
然后，服務端(被動關閉方)沒有收到 ACK 報文前，還是處于 LAST_ACK 狀態。
如果第四次揮手的 ACK 報文沒有到達服務端，服務端就會重發 FIN 報文，重發次數仍然由前面介紹過的 tcp_orphan_retries 參數控制。
為什么 TIME_WAIT 等待的時間是 2MSL?MSL 是 Maximum Segment Lifetime，報文最大生存時間，它是任何報文在網絡上存在的最長時間，超過這個時間報文將被丟棄。因為 TCP 報文基于是 IP 協議的，而 IP 頭中有一個 TTL 字段，是 IP 數據報可以經過的最大路由數，每經過一個處理他的路由器此值就減 1，當此值為 0 則數據報將被丟棄，同時發送 ICMP 報文通知源主機。
MSL 與 TTL 的區別：MSL 的單位是時間，而 TTL 是經過路由跳數。所以 MSL 應該要大于等于 TTL 消耗為 0 的時間，以確保報文已被自然消亡。
TTL 的值一般是 64，Linux 將 MSL 設置為 30 秒，意味著 Linux 認為數據報文經過 64 個路由器的時間不會超過 30 秒，如果超過了，就認為報文已經消失在網絡中了。
TIME_WAIT 等待 2 倍的 MSL，比較合理的解釋是：網絡中可能存在來自發送方的數據包，當這些發送方的數據包被接收方處理后又會向對方發送響應，所以一來一回需要等待 2 倍的時間。
比如，如果被動關閉方沒有收到斷開連接的最后的 ACK 報文，就會觸發超時重發 FIN 報文，另一方接收到 FIN 后，會重發 ACK 給被動關閉方， 一來一去正好 2 個 MSL。
可以看到 2MSL時長 這其實是相當于至少允許報文丟失一次。比如，若 ACK 在一個 MSL 內丟失，這樣被動方重發的 FIN 會在第 2 個 MSL 內到達，TIME_WAIT 狀態的連接可以應對。
為什么不是 4 或者 8 MSL 的時長呢?你可以想象一個丟包率達到百分之一的糟糕網絡，連續兩次丟包的概率只有萬分之一，這個概率實在是太小了，忽略它比解決它更具性價比。
2MSL 的時間是從客戶端接收到 FIN 后發送 ACK 開始計時的。如果在 TIME-WAIT 時間內，因為客戶端的 ACK 沒有傳輸到服務端，客戶端又接收到了服務端重發的 FIN 報文，那么 2MSL 時間將重新計時。
在 Linux 系統里 2MSL 默認是 60 秒，那么一個 MSL 也就是30 秒。Linux 系統停留在 TIME_WAIT 的時間為固定的 60 秒。
其定義在 Linux 內核代碼里的名稱為 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 的時間長度，只能修改 Linux 內核代碼里 TCP_TIMEWAIT_LEN 的值，并重新編譯 Linux 內核。
為什么需要 TIME_WAIT 狀態?主動發起關閉連接的一方，才會有 TIME-WAIT 狀態。
需要 TIME-WAIT 狀態，主要是兩個原因：
防止歷史連接中的數據，被后面相同四元組的連接錯誤的接收；保證「被動關閉連接」的一方，能被正確的關閉；原因一：防止歷史連接中的數據，被后面相同四元組的連接錯誤的接收。
為了能更好的理解這個原因，我們先來了解序列號(SEQ)和初始序列號(ISN)。
序列號，是 TCP 一個頭部字段，標識了 TCP 發送端到 TCP 接收端的數據流的一個字節，因為 TCP 是面向字節流的可靠協議，為了保證消息的順序性和可靠性，TCP 為每個傳輸方向上的每個字節都賦予了一個編號，以便于傳輸成功后確認、丟失后重傳以及在接收端保證不會亂序。序列號是一個 32 位的無符號數，因此在到達 4G 之后再循環回到 0。初始序列號，在 TCP 建立連接的時候，客戶端和服務端都會各自生成一個初始序列號，它是基于時鐘生成的一個隨機數，來保證每個連接都擁有不同的初始序列號。初始化序列號可被視為一個 32 位的計數器，該計數器的數值每 4 微秒加 1，循環一次需要 4.55 小時。給大家抓了一個包，下圖中的 Seq 就是序列號，其中紅色框住的分別是客戶端和服務端各自生成的初始序列號。
TCP 抓包圖
通過前面我們知道，序列號和初始化序列號并不是無限遞增的，會發生回繞為初始值的情況，這意味著無法根據序列號來判斷新老數據。
假設 TIME-WAIT 沒有等待時間或時間過短，被延遲的數據包抵達后會發生什么呢?
TIME-WAIT 時間過短，收到舊連接的數據報文
如上圖：
服務端在關閉連接之前發送的 SEQ = 301 報文，被網絡延遲了。接著，服務端以相同的四元組重新打開了新連接，前面被延遲的 SEQ = 301 這時抵達了客戶端，而且該數據報文的序列號剛好在客戶端接收窗口內，因此客戶端會正常接收這個數據報文，但是這個數據報文是上一個連接殘留下來的，這樣就產生數據錯亂等嚴重的問題。為了防止歷史連接中的數據，被后面相同四元組的連接錯誤的接收，因此 TCP 設計了 TIME_WAIT 狀態，狀態會持續 2MSL 時長，這個時間足以讓兩個方向上的數據包都被丟棄，使得原來連接的數據包在網絡中都自然消失，再出現的數據包一定都是新建立連接所產生的。
原因二：保證「被動關閉連接」的一方，能被正確的關閉。
在 RFC 793 指出 TIME-WAIT 另一個重要的作用是：
TIME-WAIT - represents waiting for enough time to pass to be sure the remote TCP received the acknowledgment of its connection termination request.
也就是說，TIME-WAIT 作用是等待足夠的時間以確保最后的 ACK 能讓被動關閉方接收，從而幫助其正常關閉。
如果客戶端(主動關閉方)最后一次 ACK 報文(第四次揮手)在網絡中丟失了，那么按照 TCP 可靠性原則，服務端(被動關閉方)會重發 FIN 報文。
假設客戶端沒有 TIME_WAIT 狀態，而是在發完最后一次回 ACK 報文就直接進入 CLOSED 狀態，如果該 ACK 報文丟失了，服務端則重傳的 FIN 報文，而這時客戶端已經進入到關閉狀態了，在收到服務端重傳的 FIN 報文后，就會回 RST 報文。
TIME-WAIT 時間過短，沒有確保連接正常關閉
如上圖：
上圖紅色框框客戶端四次揮手的最后一個 ACK 報文如果在網絡中被丟失了，此時如果客戶端 TIME-WAIT 過短或沒有，則就直接進入了 CLOSED 狀態了，那么服務端則會一直處在 LASE_ACK 狀態。當客戶端發起建立連接的 SYN 請求報文后，服務端會發送 RST報文給客戶端，連接建立的過程就會被終止。服務端收到這個 RST 并將其解釋為一個錯誤(Connection reset by peer)，這對于一個可靠的協議來說不是一個優雅的終止方式。
為了防止這種情況出現，客戶端必須等待足夠長的時間確保對端收到 ACK，如果對端沒有收到 ACK，那么就會觸發 TCP 重傳機制，服務端會重新發送一個 FIN，這樣一去一來剛好兩個 MSL 的時間。
TIME-WAIT 時間正常，確保了連接正常關閉
但是你可能會說重新發送的 ACK 還是有可能丟失啊，沒錯，但 TCP 已經等待了那么長的時間了，已經算仁至義盡了。
TIME_WAIT 過多有什么危害?過多的 TIME-WAIT 狀態主要的危害有兩種：
第一是內存資源占用；第二是對端口資源的占用，一個 TCP 連接至少消耗一個本地端口；第二個危害是會造成嚴重的后果的，要知道，端口資源也是有限的，一般可以開啟的端口為 32768～61000，也可以通過如下參數設置指定：
net.ipv4.ip_local_port_range
如果「發起連接方」的 TIME_WAIT 狀態過多，占滿了所有端口資源，則會導致無法創建新連接。
客戶端(發起連接方)受端口資源限制：
客戶端TIME_WAIT過多，就會導致端口資源被占用，因為端口就 65536 個，被占滿就會導致無法創建新的連接。服務端(被動連接方)受系統資源限制：
由于一個四元組表示 TCP 連接，理論上服務端可以建立很多連接，服務端確實只監聽一個端口。但是連接過多，會占用系統資源，比如文件描述符、內存資源、CPU 資源、線程資源等。如何優化 TIME_WAIT?這里給出優化 TIME-WAIT 的幾個方式，都是有利有弊：
打開 net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 net.ipv4.tcp_timestamps 選項；net.ipv4.tcp_max_tw_buckets；程序中使用 SO_LINGER ，應用強制使用 RST 關閉。方式一：net.ipv4.tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps
如下的 Linux 內核參數開啟后，則可以復用處于 TIME_WAIT 的 socket 為新的連接所用。
有一點需要注意的是，tcp_tw_reuse 功能只能用客戶端(連接發起方)，因為開啟了該功能，在調用 connect() 函數時，內核會隨機找一個 time_wait 狀態超過 1 秒的連接給新的連接復用。
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1
使用這個選項，還有一個前提，需要打開對 TCP 時間戳的支持，即
net.ipv4.tcp_timestamps=1（默認即為 1）
這個時間戳的字段是在 TCP 頭部的「選項」里，它由一共 8 個字節表示時間戳，其中第一個 4 字節字段用來保存發送該數據包的時間，第二個 4 字節字段用來保存最近一次接收對方發送到達數據的時間。
由于引入了時間戳，我們在前面提到的 2MSL 問題就不復存在了，因為重復的數據包會因為時間戳過期被自然丟棄。
方式二：net.ipv4.tcp_max_tw_buckets
這個值默認為 18000，當系統中處于 TIME_WAIT 的連接一旦超過這個值時，系統就會將后面的 TIME_WAIT 連接狀態重置，這個方法比較暴力。
方式三：程序中使用 SO_LINGER
我們可以通過設置 socket 選項，來設置調用 close 關閉連接行為。
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為非 0， 且l_linger值為 0，那么調用close后，會立該發送一個RST標志給對端，該 TCP 連接將跳過四次揮手，也就跳過了TIME_WAIT狀態，直接關閉。
但這為跨越TIME_WAIT狀態提供了一個可能，不過是一個非常危險的行為，不值得提倡。
前面介紹的方法都是試圖越過 TIME_WAIT狀態的，這樣其實不太好。雖然 TIME_WAIT 狀態持續的時間是有一點長，顯得很不友好，但是它被設計來就是用來避免發生亂七八糟的事情。
《UNIX網絡編程》一書中卻說道：TIME_WAIT 是我們的朋友，它是有助于我們的，不要試圖避免這個狀態，而是應該弄清楚它。
如果服務端要避免過多的 TIME_WAIT 狀態的連接，就永遠不要主動斷開連接，讓客戶端去斷開，由分布在各處的客戶端去承受 TIME_WAIT。
如果已經建立了連接，但是客戶端突然出現故障了怎么辦?
TCP 有一個機制是?；顧C制。這個機制的原理是這樣的：
定義一個時間段，在這個時間段內，如果沒有任何連接相關的活動，TCP ?；顧C制會開始作用，每隔一個時間間隔，發送一個探測報文，該探測報文包含的數據非常少，如果連續幾個探測報文都沒有得到響應，則認為當前的 TCP 連接已經死亡，系統內核將錯誤信息通知給上層應用程序。
在 Linux 內核可以有對應的參數可以設置?；顣r間、?；钐綔y的次數、?；钐綔y的時間間隔，以下都為默認值：
net.ipv4.tcp_keepalive_time=7200net.ipv4.tcp_keepalive_intvl=75 net.ipv4.tcp_keepalive_probes=9tcp_keepalive_time=7200：表示?；顣r間是 7200 秒(2小時)，也就 2 小時內如果沒有任何連接相關的活動，則會啟動?；顧C制；tcp_keepalive_intvl=75：表示每次檢測間隔 75 秒；tcp_keepalive_probes=9：表示檢測 9 次無響應，認為對方是不可達的，從而中斷本次的連接。
也就是說在 Linux 系統中，最少需要經過 2 小時 11 分 15 秒才可以發現一個「死亡」連接。
注意，應用程序若想使用 TCP ?；顧C制需要通過 socket 接口設置 SO_KEEPALIVE 選項才能夠生效，如果沒有設置，那么就無法使用 TCP ?；顧C制。
如果開啟了 TCP ?；?，需要考慮以下幾種情況：
第一種，對端程序是正常工作的。當 TCP ?；畹奶綔y報文發送給對端, 對端會正常響應，這樣 TCP ?；顣r間會被重置，等待下一個 TCP ?；顣r間的到來。第二種，對端程序崩潰并重啟。當 TCP ?；畹奶綔y報文發送給對端后，對端是可以響應的，但由于沒有該連接的有效信息，會產生一個 RST 報文，這樣很快就會發現 TCP 連接已經被重置。第三種，是對端程序崩潰，或對端由于其他原因導致報文不可達。當 TCP ?；畹奶綔y報文發送給對端后，石沉大海，沒有響應，連續幾次，達到?；钐綔y次數后，TCP 會報告該 TCP 連接已經死亡。TCP ?；畹倪@個機制檢測的時間是有點長，我們可以自己在應用層實現一個心跳機制。
比如，web 服務軟件一般都會提供 keepalive_timeout 參數，用來指定 HTTP 長連接的超時時間。如果設置了 HTTP 長連接的超時時間是 60 秒，web 服務軟件就會啟動一個定時器，如果客戶端在完后一個 HTTP 請求后，在 60 秒內都沒有再發起新的請求，定時器的時間一到，就會觸發回調函數來釋放該連接。
web 服務的 心跳機制
如果已經建立了連接，但是客戶端的進程崩潰會發生什么?我自己做了個實驗，使用 kill -9 來模擬進程崩潰的情況，發現在 kill 掉進程后，服務端會發送 FIN 報文，與客戶端進行四次揮手。
四 Socket 編程針對 TCP 應該如何 Socket 編程?
基于 TCP 協議的客戶端和服務器工作
服務端和客戶端初始化 socket，得到文件描述符；服務端調用 bind，將綁定在 IP 地址和端口；服務端調用 listen，進行監聽；服務端調用 accept，等待客戶端連接；客戶端調用 connect，向服務器端的地址和端口發起連接請求；服務端 accept 返回用于傳輸的 socket 的文件描述符；客戶端調用 write 寫入數據;服務端調用 read 讀取數據；客戶端斷開連接時，會調用 close，那么服務端 read 讀取數據的時候，就會讀取到了 EOF，待處理完數據后，服務端調用close，表示連接關閉。這里需要注意的是，服務端調用 accept 時，連接成功了會返回一個已完成連接的 socket，后續用來傳輸數據。
所以，監聽的 socket 和真正用來傳送數據的 socket，是「兩個」 socket，一個叫作監聽 socket，一個叫作已完成連接 socket。
成功連接建立之后，雙方開始通過 read 和 write 函數來讀寫數據，就像往一個文件流里面寫東西一樣。
listen 時候參數 backlog 的意義?Linux內核中會維護兩個隊列：
半連接隊列(SYN 隊列)：接收到一個 SYN 建立連接請求，處于 SYN_RCVD 狀態；全連接隊列(Accpet 隊列)：已完成 TCP 三次握手過程，處于 ESTABLISHED 狀態；SYN 隊列 與 Accpet 隊列
int listen (int socketfd, int backlog)參數一： socketfd 為 socketfd 文件描述符。參數二： backlog，這參數在歷史版本有一定的變化。
在早期 Linux 內核 backlog 是 SYN 隊列大小，也就是未完成的隊列大小。
在 Linux 內核 2.2 之后，backlog 變成 accept 隊列，也就是已完成連接建立的隊列長度，所以現在通常認為 backlog 是 accept 隊列。
但是上限值是內核參數 somaxconn 的大小，也就說 accpet 隊列長度 = min(backlog, somaxconn)。
想詳細了解 TCP 半連接隊列和全連接隊列，可以看這篇：TCP 半連接隊列和全連接隊列滿了會發生什么?又該如何應對?
accept 發生在三次握手的哪一步?我們先看看客戶端連接服務端時，發送了什么?
客戶端連接服務端
客戶端的協議棧向服務器端發送了 SYN 包，并告訴服務器端當前發送序列號 client_isn，客戶端進入 SYN_SENT 狀態；服務器端的協議棧收到這個包之后，和客戶端進行 ACK 應答，應答的值為 client_isn+1，表示對 SYN 包 client_isn 的確認，同時服務器也發送一個 SYN 包，告訴客戶端當前我的發送序列號為 server_isn，服務器端進入 SYN_RCVD 狀態；客戶端協議棧收到 ACK 之后，使得應用程序從 connect 調用返回，表示客戶端到服務器端的單向連接建立成功，客戶端的狀態為 ESTABLISHED，同時客戶端協議棧也會對服務器端的 SYN 包進行應答，應答數據為 server_isn+1；應答包到達服務器端后，服務器端協議棧使得 accept 阻塞調用返回，這個時候服務器端到客戶端的單向連接也建立成功，服務器端也進入 ESTABLISHED 狀態。從上面的描述過程，我們可以得知客戶端 connect 成功返回是在第二次握手，服務端 accept 成功返回是在三次握手成功之后。
客戶端調用 close 了，連接是斷開的流程是什么?我們看看客戶端主動調用了 close，會發生什么?
客戶端調用 close 過程
客戶端調用 close，表明客戶端沒有數據需要發送了，則此時會向服務端發送 FIN 報文，進入 FIN_WAIT_1 狀態；服務端接收到了 FIN 報文，TCP 協議棧會為 FIN 包插入一個文件結束符 EOF 到接收緩沖區中，應用程序可以通過 read 調用來感知這個 FIN 包。這個 EOF 會被放在已排隊等候的其他已接收的數據之后，這就意味著服務端需要處理這種異常情況，因為 EOF 表示在該連接上再無額外數據到達。此時，服務端進入 CLOSE_WAIT 狀態；接著，當處理完數據后，自然就會讀到 EOF，于是也調用 close關閉它的套接字，這會使得服務端發出一個 FIN 包，之后處于 LAST_ACK 狀態；客戶端接收到服務端的 FIN 包，并發送 ACK 確認包給服務端，此時客戶端將進入 TIME_WAIT 狀態；服務端收到 ACK 確認包后，就進入了最后的 CLOSE 狀態；客戶端經過 2MSL 時間之后，也進入 CLOSE 狀態；X 關閉
X 關閉