TCP 的 三次握手 四次挥手
2017-05-08 16:02
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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,然后服务器进程处于LIsten(收听)状态,等待客户的连接请求,如果有,做出响应;
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,着时首部中的同步位SYN=1,同时选择一个初始序号seq=x。TCP规定,SYN报文段(SYN=1的报文段)不能携带数据,但要消耗掉一个序号,这时,TCP客户进程进入SYN-SENT(同步已发送)状态。
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。在确定报文段中应该把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号seq=y。
请注意,这个报文段同样不能携带数据,但同样要消耗掉一个序号,这是TCP服务器进程进入SYN-RCVD(同步收到)状态。
TCP客户进程收到B的确认后,还要向B给出确认,确认报文段的ACK置1,确认号ack=y+1;而自己的序号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号仍是seq=x+1。这是TCP连接已经建立,A进入establised(已建立连接)状态。
当B收到A的确认后,也进入established 状态。
之所以采用A还需要发送一次确认的原因在于,防止已经失效的连接请求报文段突然又发送到了B,产生错误。
“四次挥手”
数据传输结束后,通信的双方都可以释放连接。现在A和B都处于established状态。A的连接释放报文段首部的FIN置1,其序号seq=u;它等于前面已经传送过的数据的最后一个字节的序号加1.这时候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,它也会消耗一个序号。
、
B收到连接释放报文段后发出确认,确认号是ack=u+1,而这个报文段自己的序号是V,等于B前面已经传送的数据的最后一个字节的序号加1.然后B进入CLOSE-WAIT(关闭等待)状态,TCP服务器进程这时候应该通知高层的应用程序。从A到B这个方向的连接就释放了,这个时候的TCP连接处于半关闭(half-close)状态,即A已经没有数据要发送了,但是B若发送数据,A仍要接受,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。
若B已经没有数据发送到A,其应用程序通知TCP释放连接。这时候B发出的连接释放报文段必须使FIN=1.现在假设B的序号为W(在半关闭状态下B可能又发送了一些数据),B还必须重复上次以机构发送的确认好ack=u+1;这时候B进入last--ack(最后确认)状态,等待A的确认。
A收到B的连接释放报文段后,必须对此发出确认。在确认报文段中吧ACK=1,确认号ack=w+1,自己的序号是seq=u+1。然后进入TIME-WAIT(时间等待)状态。请注意,这时候,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2MSL后,A才能进入closed 状态。时间MSL叫做最长报文段寿命。进入closeD状态后,才能开始建立下一个新的连接。当A撤销相应的传输控制块TCB后,就结束了这次的TCB连接。
B只要收到A发出的为确认,就进入“closed”状态,同样B在撤销相应的传输控制块TCB,结束这次的TCP连接。B结束TCP的时间比A稍微早一点。
为什么A要经过TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间呢?
(1)为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够达到B;
(2)防止“已经失效的连接请求报文段”出现在本连接中。
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