TCP 建立连接 和 连接释放(Establish)
文章目录
- 1、TCP 建立连接(Establish)
- 2、TCP 连接释放
TCP是面向连接
的协议,用来传输TCP报文
的。TCP传输连接的建立
和释放
是每一次面向连接的通信中必不可少的过程。
1、TCP 建立连接(Establish)
TCP建立连接
的过程叫做握手
,握手需要在客户
和服务器
之间交换三个TCP报文段
。
假定主机A运行的是
TCP客户程序
,而B运行的是TCP服务器程序
。最初两端的TCP进程都处于CLOSED
(关闭)状态。图中在主机下面的方框分别是TCP进程所处的状态。A主动打开连接,B被动打开连接。
第1步,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。
A的TCP客户进程也是首先创建传输控制块
TCB。然后,在打算建立TCP连接时,向B发出连接请求报文段
,这时首部中的同步位SYN=1
,同时选择一个初始序列seq=x
。TCP规定,SYN报文段
(即SYN=1
的报文段)不能携带数据
,但要消耗掉一个序列
。这时,TCP客户进程进入SYN-SENT
(同步已发送)状态。
第2步,B收到
连接请求报文段
后,如果同意建立连接,则向A发送确认。在确认报文段
中应把SYN位
和ACK位
都置1
,确认号是ack=x+1
,同时也为自己选择一个初始序列seq=y
。请注意,这个报文段也不能携带数据
,但同样要消耗掉一个序号
。这时TCP服务器进程进入SYN-RCVD
(同步收到)状态。
第3步,TCP客户进程收到B的确认后,还要向B发送确认。
确认报文段
的ACK=1
,确认号ack=y+1
,而自己的序列seq=x+1
。TCP的标准规定,ACK报文段
可以携带数据
。但如果不携带数据则不消耗序号
,在这种情况下,下一个数据报文段
的序列
仍是seq=x+1
。这时,TCP连接已经建立,A进入ESTABLISHED
(已建立连接)状态。
当B收到A的确认后,也进入ESTABLISHED
状态。
为什么A最后还要发送一次确认呢?这主要是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。
所谓已失效的连接请求报文段
是这样产生的。
考虑一种正常情况,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共发送了两次连接请求报文段,其中第一个丢失,第二个到达了B,没有
已失效的连接请求报文段
。
现在假定出现一种异常情况,即A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
长时间滞留了,以致延误到连接释放以后
的某个时间才到达B。本来这是一个早已失效的报文段
。但B收到此失效的连接请求报文后,就误以为是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。假定不采用报文握手,那么只要B发出确认,新的连接
就建立了。
由于现在A并没有发出建立连接的请求,因此不会理睬B的确认,也不会向B发送数据。但B却以为新的连接已经建立了,并
一直等待
A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。
2、TCP 连接释放
数据传输结束后,通信的双方都可释放连接
。现在A和B都处于ESTABLISHED
(建立连接)状态。
第1步,A的应用进程先向其TCP发出
连接释放报文段
,并停止再发送数据,主动关闭TCP连接。A把连接释放报文段首部的终止控制位FIN
置1
,其序列seq=u
,它等于前面已传送过的数据的最后一个字节
的序列加1
。这时A进入FIN-WAIT-1
(终止等待1)状态,等待B的确认。请注意,TCP规定,FIN报文段
即使不携带数据,它也要消耗一个序列
。
第2步,B收到
连接释放报文段
后即发出确认,确认号是ack=u+1
,而这个报文段自己的序列是v
,等于B前面已传送过的数据的最后一个字节
的序列加1
。然后B就进入CLOSE-WAIT
(关闭等待)状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程,因而从A到B这个方向的连接就释放了,这时的TCP连接处于半关闭
(half-close)状态,即A已经没有数据要发送了,但B若发送数据,A仍要接收。也就是说,从B到A这个方向的连接并未关闭,这个状态可能会持续一段时间。
A收到来自B的确认后,就进入FIN-WAIT-2
(终止等待2)状态,等待B发出的连接释放报文段
。
第3步,若B已经没有要向A发送的数据,其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的
连接释放报文段
必须是FIN=1
。现假定B的序列seq=w
(在半关闭
状态B可能又发送了一些数据)。B还必须重复上次已发送过的确认号ack=u+1
。这时B就进入LAST-ACK
(最后确认)状态,等待A的确认。
第4步,A在收到B的
连接释放报文段
后,必须对此发出确认。在确认报文段中ACK=1
,确认号ack=w+1
,而自己的序列
是seq=u+1
(根据TCP标准,前面发送过的FIN报文段
要消耗一个序列
)。然后进入到TIME-WAIT
(时间等待)状态。请注意,现在TCP连接还没有释放掉。必须经过时间等待计时器
(TIME-WAIT timer
)设置的时间2MSL
后,A才进入到CLOSED
状态。当A撤销相应的
传输控制块
TCB后,就结束了这次的TCP连接
。
B只要收到了A发出的确认,就进入
CLOSED
状态。
同样,B在撤销相应的传输控制块
TCB后,就结束了这次的TCP连接
。
时间MSL
叫做最长报文段寿命
(Maximum Segment Lifetime
),RFC 793建议设置为2分钟
。TCP允许不同的实现可根据具体情况使用更小的MSL
值。
为什么A在
TIME-WAIT
状态必须等待2MSL
的时间呢?有两个理由。
第1点,为了保证A发送的最后一个
ACK报文段
能够到达B。这个ACK报文段
有可能丢失,因而使处在LAST-ACK
状态的B收不到对己发送的FIN + ACK报文段
的确认。B会超时重传
这个FIN + ACK报文段
,而A就能在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都正常进入到CLOSED
状态。
如果A在TIME-WAIT
状态不等待一段时间,而是在发送完ACK报文段
后立即释放连接,那么就无法收到B重传的FIN + ACK报文段
,因而也不会再发送一次确认报文段
。这样,B就无法按照正常步骤进入CLOSED
状态。
第2点,A在发送完最后一个
ACK报文段
后,再经过时间2MSL
,就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段
都从网络消失。这样就可以使下一个新的连接中
不会出现连接请求报文段
。
除时间等待计时器
外,TCP还设有一个保活计时器
(Keepalive Timer
)。设想有这样的情况:客户已主动与服务器建立TCP连接。但后来客户端的主机突然出故障。显然,服务器以后就不能再收到客户发来的数据。因此,应当有措施使服务器不要再白白等待下去。这就是保活计时器
。
服务器每收到一次客户的数据,就重新设置保活计时器
,时间的设置通常是两个小时
。若两个小时没有收到客户的数据,服务器就发送一个探测报文段
,以后每隔75秒
发送一次。若一连发送10个探测报文段
后仍无客户的相应,服务器就认为客户端出了故障,接着就关闭这个连接。
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