【尊重在談及tcp建立連線和釋放連線過程，先來簡單認識一下tcp報文段首部格式的的幾個名詞（這裡只是簡單說明，具體請檢視相關教程）
序列號seq：佔4個位元組，用來標記資料段的順序，tcp把連線中傳送的所有資料位元組都編上乙個序號，第乙個位元組的編號由本地隨機產生；給位元組編上序號後，就給每乙個報文段指派乙個序號；序列號seq就是這個報文段中的第乙個位元組的資料編號。
確認號ack：佔4個位元組，期待收到對方下乙個報文段的第乙個資料位元組的序號；序列號表示報文段攜帶資料的第乙個位元組的編號；而確認號指的是期望接收到下乙個位元組的編號；因此當前報文段最後乙個位元組的編號+1即為確認號。
確認ack：佔1位，僅當ack=1時，確認號字段才有效。ack=0時，確認號無效
同步syn：連線建立時用於同步序號。當syn=1，ack=0時表示：這是乙個連線請求報文段。若同意連線，則在響應報文段中使得syn=1，ack=1。因此，syn=1表示這是乙個連線請求，或連線接受報文。syn這個標誌位只有在tcp建產連線時才會被置1，握手完成後syn標誌位被置0。
終止fin：用來釋放乙個連線。fin=1表示：此報文段的傳送方的資料已經傳送完畢，並要求釋放運輸連線
ps：ack、syn和fin這些大寫的單詞表示標誌位，其值要麼是1，要麼是0；ack、seq小寫的單詞表示序號。
一、tcp建立連線三次握手
（1）、三次握手的過程
1）主機a向主機b傳送tcp連線請求資料報，其中包含主機a的初始序列號seq(a)=x。（其中報文中同步標誌位syn=1，ack=0，表示這是乙個tcp連線請求資料報文；序號seq=x，表明傳輸資料時的第乙個資料位元組的序號是x）；
2）主機b收到請求後，會發回連線確認資料報。（其中確認報文段中，標識位syn=1，ack=1，表示這是乙個tcp連線響應資料報文，並含主機b的初始序列號seq(b)=y，以及主機b對主機a初始序列號的確認號ack(b)=seq(a)+1=x+1）
3）第三次，主機a收到主機b的確認報文後，還需作出確認，即傳送乙個序列號seq(a)=x+1；確認號為ack(a)=y+1的報文；
（2）為什麼需要第三次握手?
還要再傳送一次確認是為了，防止已失效的連線請求報文段突然又傳到了b，因而產生錯誤。
已失效的報文段：正常情況下：a發出連線請求，但因為丟失了，故而不能收到b的確認。於是a重新發出請求，然後收到確認，建立連線，資料傳輸完畢後，釋放連線，a發了2個，乙個丟掉，乙個到達，沒有「已失效的報文段」
但是，某種情況下，a的第乙個在某個節點滯留了，延誤到達，本來這是乙個早已失效的報文段，但是在a傳送第二個，並且得到b的回應，建立了連線以後，這個報文段竟然到達了，於是b就認為，a又傳送了乙個新的請求，於是傳送確認報文段，同意建立連線，假若沒有三次的握手，那麼這個連線就建立起來了（有乙個請求和乙個回應），此時，a收到b的確認，但a知道自己並沒有傳送建立連線的請求，因為不會理睬b的這個確認，於是呢，a也不會傳送任何資料，而b呢卻以為新的連線建立了起來，一直等待a傳送資料給自己，此時b的資源就被白白浪費了。但是採用三次握手的話，a就不傳送確認，那麼b由於收不到確認，也就知道並沒有要求建立連線。
簡而言之：第三次握手，主機a傳送一次確認是為了防止：如果客戶端遲遲沒有收到伺服器返回的確認報文，這時他會放棄連線，重新啟動一條連線請求；但問題是：伺服器不知客戶端沒收到，所以他會收到兩個連線請求，白白浪費了一條連線開銷。
二、tcp釋放連線四次握手
（1）四次握手過程
假設主機a為客戶端，主機b為伺服器，其釋放tcp連線的過程如下：
1） 關閉客戶端到伺服器的連線：首先客戶端a傳送乙個fin，用來關閉客戶到伺服器的資料傳送，然後等待伺服器的確認。其中終止標誌位fin=1，序列號seq=u
2） 伺服器收到這個fin，它發回乙個ack，確認號ack為收到的序號加1。
3） 關閉伺服器到客戶端的連線：也是傳送乙個fin給客戶端。
4） 客戶段收到fin後，並發回乙個ack報文確認，並將確認序號seq設定為收到序號加1。
首先進行關閉的一方將執行主動關閉，而另一方執行被動關閉。
主機a傳送fin後，進入終止等待狀態， 伺服器b收到主機a連線釋放報文段後，就立即給主機a傳送確認，然後伺服器b就進入close-wait狀態，此時tcp伺服器程序就通知高層應用程序，因而從a到b的連線就釋放了。此時是「半關閉」狀態。即a不可以傳送給b，但是b可以傳送給a。
此時，若b沒有資料報要傳送給a了，其應用程序就通知tcp釋放連線，然後傳送給a連線釋放報文段，並等待確認。a傳送確認後，進入time-wait，注意，此時tcp連線還沒有釋放掉，然後經過時間等待計時器設定的2msl後，a才進入到close狀態。
（2）為什麼要等待2msl呢?
msl即maximum segment lifetime，也就是最大報文生存時間，他是任何報文在網路上存在的最長時間，超過這個時間報文將被丟棄。引用《tcp/ip詳解》中的話：「它(msl)是任何報文段被丟棄前在網路內的最長時間」。rfc 793中規定msl為2分鐘，實際應用中常用的是30秒，1分鐘和2分鐘等。
tcp的time_wait狀態需要等待2msl，當tcp的一端發起主動關閉，在發出最後乙個ack包後，即第3次握手完成後傳送了第四次握手的ack包後就進入了time_wait狀態，必須在此狀態上停留兩倍的msl時間，等待2msl時間主要目的是怕最後乙個ack包對方沒收到，那麼對方在超時後將重發第三次握手的fin包，主動關閉端接到重發的fin包後可以再發乙個ack應答包。在time_wait狀態時兩端的埠不能使用，要等到2msl時間結束才可繼續使用。當連線處於2msl等待階段時任何遲到的報文段都將被丟棄。不過在實際應用中可以通過設定so_reuseaddr選項達到不必等待2msl時間結束再使用此埠。
概括原因如下：
①、為了保證a傳送的最後乙個ack報文段能夠到達b。即最後這個確認報文段很有可能丟失，那麼b會超時重傳，然後a再一次確認，同時啟動2msl計時器，如此下去。如果沒有等待時間，傳送完確認報文段就立即釋放連線的話，b就無法重傳了（連線已被釋放，任何資料都不能出傳了），因而也就收不到確認，就無法按照步驟進入close狀態，即必須收到確認才能close。
②、防止「已失效的連線請求報文段」出現在連線中。經過2msl，那些在這個連線持續的時間內，產生的所有報文段就可以都從網路中消失。即在這個連線釋放的過程中會有一些無效的報文段滯留在樓閣結點，但是呢，經過2msl這些無效報文段就肯定可以傳送到目的地，不會滯留在網路中。這樣的話，在下乙個連線中就不會出現上乙個連線遺留下來的請求報文段了。
可以看出：b結束tcp連線的時間比a早一點，因為b收到確認就斷開連線了，而a還得等待2msl.
（3）為什麼tcp釋放連線需要四次？
tcp建立連線要進行三次握手，而斷開連線要進行四次。這是由於tcp的半關閉造成的。因為tcp連線是全雙工的(即資料可在兩個方向上同時傳遞)所以進行關閉時每個方向上都要單獨進行關閉。這個單方向的關閉就叫半關閉。當一方完成它的資料傳送任務，就傳送乙個fin來向另一方通告將要終止這個方向的連線。
注意：
1）傳送了fin只是表示這端不能繼續傳送資料(應用層不能再呼叫send傳送)，但是還可以接收資料。收到乙個 fin只意味著這一方向上沒有資料流動，乙個tcp連線在收到乙個fin後仍能傳送資料，比如：如主機a收到主機b的fin斷開tcp連線請求，只是表示主機b已經傳送完資料，主機a收到fin後作出應答，並終止這個方向的資料傳輸，此時處於半關閉狀態。但是主機a仍然可以傳送資料的，只有當主機a傳送完資料並傳送fin給主機b時，主機b才停止這個方向的資料傳輸，並關閉tcp連線。
2）在很多時候，tcp連線的斷開都會由tcp層自動進行，例如你ctrl+c終止你的程式，tcp連線依然會正常關閉，你可以寫**試試。
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