面试官：请介绍下三次握手
求职者：第一次握手就是客户端给服务器端发送一个报文，第二次就是服务器收到报文之后，会应答一个报文给客户端，第三次握手就是客户端收到报文后再给服务器发送一个报文，三次握手就成功了。
面试官：然后呢？
求职者：这就是三次握手的过程，很简单的。
面试官：。。。。。。
（番外篇：一首凉凉送给你）
1、 三次握手
三次握手（Three-way Handshake）其实就是指建立一个TCP连接时，需要客户端和服务器总共发送3个包。进行三次握手的主要作用就是为了确认双方的接收能力和发送能力是否正常、指定自己的初始化序列号为后面的可靠性传送做准备。实质上其实就是连接服务器指定端口，建立TCP连接，并同步连接双方的序列号和确认号，交换TCP窗口大小信息。
刚开始客户端处于 Closed 的状态，服务端处于 Listen 状态。进行三次握手：
第一次握手：客户端给服务端发一个 SYN 报文，并指明客户端的初始化序列号 ISN。此时客户端处于 SYN_SENT 状态。随机初始序号seq=x，SYN=1的报文段不能携带数据，但要消耗掉一个序号。第二次握手：服务器收到客户端的 SYN 报文之后，会以自己的 SYN 报文作为应答，并且也是指定了自己的初始化序列号 ISN(s)。同时会把客户端的 ISN + 1 作为ACK 的值，表示自己已经收到了客户端的 SYN，此时服务器处于 SYN_RCVD的状态。随机初始序号seq=y。第三次握手：客户端收到 SYN 报文之后，会发送一个 ACK 报文，当然，也是一样把服务器的 ISN + 1 作为 ACK客户端处于 ESTABLISHED 状态。服务器收到 ACK 报文之后，也处于ESTABLISHED 状态，此时，双方已建立起了连接。发送第一个SYN的一端将执行主动打开（active open），接收这个SYN并发回下一个SYN的另一端执行被动打开（passive open）。
在socket编程中，客户端执行connect()时，将触发三次握手。
用更通俗的语言来解释三次握手过程：
初始序列号Seq为什么要随机初始化？
主要是为了保证网络安全，如果不是随机产生初始化序列号，黑客将会以很容易的方式获取到你与其他主机之间通信的初始化序列号，并且伪造序列号进行攻击。
为什么需要三次握手，两次不行吗？
第三次握手是为了防止失效的连接请求到达服务器，让服务器错误打开连接。
弄清这个问题，我们需要先弄明白三次握手的目的是什么，能不能只用两次握手来达到同样的目的。
这样服务端就能得出结论：客户端的发送能力、服务端的接收能力是正常的。
这样客户端就能得出结论：服务端的接收、发送能力，客户端的接收、发送能力是正常的。不过此时服务器并不能确认客户端的接收能力是否正常。
这样服务端就能得出结论：客户端的接收、发送能力正常，服务器自己的发送、接收能力也正常。
因此，需要三次握手才能确认双方的接收与发送能力是否正常。
试想如果是用两次握手，则会出现下面这种情况：
如客户端发出连接请求，但因连接请求报文丢失而未收到确认，于是客户端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，客户端共发出了两个连接请求报文段，其中第一个丢失，第二个到达了服务端，但是第一个丢失的报文段只是在某些网络结点长时间滞留了，延误到连接释放以后的某个时间才到达服务端，此时服务端误认为客户端又发出一次新的连接请求，于是就向客户端发出确认报文段，同意建立连接，不采用三次握手，只要服务端发出确认，就建立新的连接了，此时客户端忽略服务端发来的确认，也不发送数据，则服务端一致等待客户端发送数据，浪费资源。
状态类型：
半连接状态：发生在TCP三次握手过程中，客户端向服务器发起连接，服务器也进行了回应，但是客户端却不进行第三次握手、半打开状态：在TCP连接中，如果某一端异常关闭，则该连接处于半打开状态。半关闭状态：当TCP链接中客户端向服务器发送 FIN 请求关闭，服务端回应ACK之后，并没有立即发送 FIN所以：
SYN_RCVD状态，此时双方还没有完全建立其连接，服务器会把此种状态下请求连接放在一个队列里，我们把这种队列称之为半连接队列。全连接队列，就是已经完成三次握手，建立起连接的就会放在全连接队列中。如果队列满了就有可能会出现丢包现象。这里再补充一点关于SYN-ACK 重传次数的问题：
服务器发送完SYN-ACK包，如果未收到客户确认包，服务器进行首次重传，等待一段时间仍未收到客户确认包，进行第二次重传。如果重传次数超过系统规定的最大重传次数，系统将该连接信息从半连接队列中删除。
注意，每次重传等待的时间不一定相同，一般会是指数增长，例如间隔时间为 1s，2s，4s，8s……
关于建连接时SYN超时。试想一下，如果server端接到了clien发的SYN后回了SYN-ACK后client掉线了，server端没有收到client回来的ACK，那么，这个连接处于一个中间状态，即没成功，也没失败。于是，server端如果在一定时间内没有收到的TCP会重发SYN-ACK。在Linux下，默认重试次数为5次，重试的间隔时间从1s开始每次都翻售，5次的重试时间间隔为1s, 2s, 4s, 8s, 16s，总共31s，第5次发出后还要等32s都知道第5次也超时了，所以，总共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 2^6 -1 = 63s，TCP才会把断开这个连接。
当一端为建立连接而发送它的SYN时，它为连接选择一个初始序号。ISN随时间而变化，因此每个连接都将具有不同的ISN。ISN可以看作是一个32比特的计数器，每4ms加1 。这样选择序号的目的在于防止在网络中被延迟的分组在以后又被传送，而导致某个连接的一方对它做错误的解释。
三次握手的其中一个重要功能是客户端和服务端交换 ISN(Initial Sequence Number)，以便让对方知道接下来接收数据的时候如何按序列号组装数据。如果 ISN 是固定的，攻击者很容易猜出后续的确认号，因此 ISN 是动态生成的。
对于连接的3次握手，主要是要初始化Sequence Number 的初始值。通信的双方要互相通知对方自己的初始化的Sequence Number（缩写为ISN：Inital Sequence Number）。这个号要作为以后的数据通信的序号，以保证应用层接收到的数据不会因为网络上的传输的问题而乱序（TCP会用这个序号来拼接数据）。
其实第三次握手的时候，是可以携带数据的。但是，第一次、第二次握手不可以携带数据。
为什么这样呢?
假如第一次握手可以携带数据的话，如果有人要恶意攻击服务器，那他每次都在第一次握手中的 SYN 报文中放入大量的数据。因为攻击者根本就不理服务器的接收、发送能力是否正常，然后疯狂着重复发 SYN 报文的话，这会让服务器花费很多时间、内存空间来接收这些报文。
当第三次握手失败时，服务器并不会重传ack报文，而是直接发送RST报文段，进入CLOSED状态。这样做的目的是为了防止SYN洪泛攻击。
netstat -n -p TCP | grep SYN_RECV
常见的防御 SYN 攻击的方法有如下几种：
关于SYN Flood攻击。一些恶意的人就为此制造了SYN Flood攻击——给服务器发了一个SYN后，就下线了，于是服务器需要默认等63s才会断开连接，这样，攻击者就可以把服务器的syn连接的队列耗尽，让正常的连接请求不能处理。于是，Linux下给了一个叫tcp_synCOOKIEs的参数来应对这个事——当SYN队列满了后，TCP会通过源地址端口、目标地址端口和时间戳打造出一个特别的Sequence Number发回去（又叫COOKIE），如果是攻击者则不会有响应，如果是正常连接，则会把这个 SYN COOKIE发回来，然后服务端可以通过COOKIE建连接（即使你不在SYN队列中）。请注意，请先千万别用tcp_synCOOKIEs来处理正常的大负载的连接的情况。因为，syncCOOKIEs是妥协版的TCP协议，并不严谨。对于正常的请求，你应该调整三个TCP参数可供你选择，第一个是：tcp_synack_retries可以用他来减少重试次数；第二个是：tcp_max_syn_backlog，可以增大SYN连接数；第三个是：tcp_abort_on_overflow 处理不过来干脆就直接拒绝连接了。
当服务器收到 SYN 报文后，服务器会立刻回复 SYN+ACK报文，既确认了客户端的序列号，也把自己的序列号发给了对方。此时，服务器端出现了新连接，状态是 SYN_RCVD。这个状态下，服务器必须建立一个 SYN 半连接队列来维护未完成的握手信息，当这个队列溢出后，服务器将无法再建立新连接。
如果 SYN 半连接队列已满，只能丢弃连接吗？
并不是这样，开启 synCOOKIEs 功能就可以在不使用 SYN 队列的情况下成功建立连接。synCOOKIEs 是这么做的：
SYN+ACK 报文中发出，
Linux 下怎样开启 synCOOKIEs 功能呢？修改 tcp_synCOOKIEs 参数即可，其中值为 0 时表示关闭该功能，2 表示无条件开启功能，而 1 则表示仅当 SYN 半连接队列放不下时，再启用它。由于 synCOOKIE 仅用于应对 SYN 泛洪攻击（攻击者恶意构造大量的 SYN 报文发送给服务器，造成 SYN 半连接队列溢出，导致正常客户端的连接无法建立），这种方式建立的连接，许多 TCP 特性都无法使用。所以，应当把 tcp_synCOOKIEs 设置为 1，仅在队列满时再启用。
当客户端接收到服务器发来的 SYN+ACK 报文后，就会回复 ACK 去通知服务器，同时己方连接状态从 SYN_SENT 转换为 ESTABLISHED，表示连接建立成功。服务器端连接成功建立的时间还要再往后，到它收到 ACK 后状态才变为 ESTABLISHED。如果服务器没有收到 ACK，就会一直重发 SYN+ACK 报文。当网络繁忙、不稳定时，报文丢失就会变严重，此时应该调大重发次数。反之则可以调小重发次数。
tcp_synack_retries 的默认重试次数是5 次，与客户端重发 SYN 类似，它的重试会经历 1、2、4、8、16 秒，最后一次重试后等待 32 秒，若仍然没有收到 ACK，才会关闭连接，故共需要等待 63 秒。
服务器收到 ACK 后连接建立成功，此时，内核会把连接从 SYN 半连接队列中移出，再移入 accept 队列，等待进程调用 accept 函数时把连接取出来。如果进程不能及时地调用 accept 函数，就会造成 accept 队列溢出，最终导致建立好的 TCP 连接被丢弃。
实际上，丢弃连接只是 Linux 的默认行为，我们还可以选择向客户端发送 RST 复位报文，告诉客户端连接已经建立失败。打开这一功能需要将 tcp_abort_on_overflow 参数设置为 1。
建立一个连接需要三次握手，而终止一个连接要经过四次挥手（也有将四次挥手叫做四次握手的）。这由TCP的半关闭（half-close）造成的。所谓的半关闭，其实就是TCP提供了连接的一端在结束它的发送后还能接收来自另一端数据的能力。
TCP 连接的拆除需要发送四个包，因此称为四次挥手(Four-way handshake)，客户端或服务端均可主动发起挥手动作。
刚开始双方都处于ESTABLISHED 状态，假如是客户端先发起关闭请求。四次挥手的过程如下：
第一次挥手：客户端发送一个 FIN 报文，报文中会指定一个序列号。此时客户端处于 FIN_WAIT1 状态。第二次挥手：服务端收到 FIN 之后，会发送 ACK 报文，且把客户端的序列号值 +1 作为 ACK服务端处于 CLOSE_WAIT 状态。第三次挥手：如果服务端也想断开连接了，和客户端的第一次挥手一样，发给 FIN 报文，且指定一个序列号。此时服务端处于 LAST_ACK 的状态。第四次挥手：客户端收到 FIN 之后，一样发送一个 ACK 报文作为应答，且把服务端的序列号值 +1 作为自己 ACK报文的序列号值，此时客户端处于 TIME_WAIT 状态。需要过一阵子以确保服务端收到自己的 ACK 报文之后才会进入 CLOSED状态，服务端收到 ACK 报文之后，就处于关闭连接了，处于 CLOSED 状态。收到一个FIN只意味着在这一方向上没有数据流动。客户端执行主动关闭并进入TIME_WAIT是正常的，服务端通常执行被动关闭，不会进入TIME_WAIT状态。
在socket编程中，任何一方执行close()操作即可产生挥手操作。
四次挥手过程总结：
这是因为 TCP 不允许连接处于半打开状态时就单向传输数据，所以在三次握手建立连接时，服务器会把 ACK 和 SYN 放在一起发给客户端，其中，ACK 用来打开客户端的发送通道，SYN 用来打开服务器的发送通道。这样，原本的四次握手就降为三次握手了。
但是当连接处于半关闭状态时，TCP 是允许单向传输数据的。为便于理解，我们把先关闭连接的一方叫做主动方，后关闭连接的一方叫做被动方。当主动方关闭连接时，被动方仍然可以在不调用 close 函数的状态下，长时间发送数据，此时连接处于半关闭状态。这一特性是 TCP 的双向通道互相独立所致，却也使得关闭连接必须通过四次挥手才能做到。
TIME_WAIT状态也称为2MSL等待状态。每个具体TCP实现必须选择一个报文段最大生存时间MSL（Maximum Segment Lifetime），它是任何报文段被丢弃前在网络内的最长时间。这个时间是有限的，因为TCP报文段以IP数据报在网络内传输，而IP数据报则有限制其生存时间的TTL字段。
对一个具体实现所给定的MSL值，处理的原则是：当TCP执行一个主动关闭，并发回最后一个ACK，该连接必须在TIME_WAIT状态停留的时间为2倍的MSL。这样可让TCP再次发送最后的ACK以防这个ACK丢失（另一端超时并重发最后的FIN）。
这种2MSL等待的另一个结果是这个TCP连接在2MSL等待期间，定义这个连接的插口（客户的IP地址和端口号，服务器的IP地址和端口号）不能再被使用。这个连接只能在2MSL结束后才能再被使用。
为了保证客户端发送的最后一个ACK报文段能够到达服务器。因为这个ACK有可能丢失，从而导致处在LAST-ACK状态的服务器收不到对FIN-ACK的确认报文。服务器会超时重传这个FIN-ACK，接着客户端再重传一次确认，重新启动时间等待计时器。最后客户端和服务器都能正常的关闭。假设客户端不等待2MSL，而是在发送完ACK之后直接释放关闭，一但这个ACK丢失的话，服务器就无法正常的进入关闭连接状态。
两个理由：
1、保证客户端发送的最后一个ACK报文段能够到达服务端。
这个ACK报文段有可能丢失，使得处于LAST-ACK状态的服务端收不到对已发送的FIN+ACK报文段的确认，服务端超时重传FIN+ACK报文段，而客户端能在2MSL时间内收到这个重传的FIN+ACK报文段，接着客户端重传一次确认，重新启动2MSL计时器，最后客户端和服务端都进入到CLOSED状态，若客户端在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是发送完ACK报文段后立即释放连接，则无法收到服务端重传的FIN+ACK报文段，所以不会再发送一次确认报文段，则服务端无法正常进入到CLOSED状态。
2、防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。
客户端在发送完最后一个ACK报文段后，再经过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中消失，使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。
TIME-WAIT状态如果过多，会占用系统资源。Linux下有几个参数可以调整TIME-WAIT状态时间：
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1 表示开启重用。允许将TIME-WAIT sockets重新用于新的TCP连接，默认为0，表示关闭。net.ipv4.tcp_tw_recycle = 1 表示开启TCP连接中TIME-WAIT sockets的快速回收，默认为0，表示关闭。net.ipv4.tcp_max_tw_buckets = 5000表示系统同时保持TIME_WAIT套接字的最大数量，如果超过这个数字，TIME_WAIT套接字将立刻被清除并打印警告信息。默认为180000，改为5000。在socket的TIME_WAIT状态结束之前，该socket所占用的本地端口号将一直无法释放。高TCP并发并且采用短连接方式进行通讯的通讯系统在高并发高负载下运行一段时间后，就常常会出现做为客户端的程序无法向服务端建立新的socket连接的情况。此时用“netstat -tanlp”命令查看系统将会发现机器上存在大量处于TIME_WAIT状态的socket连接，并且占用大量的本地端口号。最后，当该机器上的可用本地端口号被占完（或者达到用户可使用的文件句柄上限），而旧的大量处于TIME_WAIT状态的socket尚未被系统回收时，就会出现无法向服务端创建新的socket连接的情况。此时系统几乎停转，空有再好的性能也发挥不出来。
解决TIME-WAIT状态过多的情况，一般做法是打开系统的TIMEWAIT重用和快速回收。然而，主动进行关闭的链接才会进入TIME-WAIT状态，所以最好的办法：尽量不要让服务器主动关闭链接，除非一些异常情况，如客户端协议错误、客户端超时等等。
解决方法？
CLOSE_WAIT状态：是被动关闭的一端在接收到另一端关闭请求过后并将ACK发送出去后所处的状态。这种状态表示：收到了对端关闭的情况，但是本端还没有完成工作，未关闭。
TIME_WAIT状态：是主动关闭一端在本端已经关闭的前提下，收到对端的关闭请求并且将ACK发送出去所处的状态。这种状态表示：双方都已经完成工作，只是为了确保迟来的数据报能被识别丢弃，可靠的终止TCP连接。
MSL 是Maximum Segment Lifetime英文的缩写，中文可以译为“报文最大生存时间”，他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。RFC 793中规定MSL为2分钟，实际应用中常用的是30秒，1分钟和2分钟等。TTL是 time to live的缩写，中文可以译为“生存时间”，这个生存时间是由源主机设置初始值但不是存的具体时间，而是存储了一个ip数据报可以经过的最大路由数（跳数），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。TTL与MSL是有关系的但不是简单的相等的关系，MSL要大于等于TTL。
RTT是客户到服务器往返所花时间（round-trip time，简称RTT），TCP含有动态估算RTT的算法。TCP还持续估算一个给定连接的RTT，这是因为RTT受网络传输拥塞程序的变化而变化。1、https://yuanrengu.com/2020/77eef79f.html
2、https://blog.csdn.net/qq_43412060/article/details/107140216?utm_source=app
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