TCP 协议灵魂问题，巩固你的网路底层基础( 二 ) ：TCP协议灵魂问题

第三次握手的时候，客户端已经处于ESTABLISHED状态，并且已经能够确认服务器的接收、发送能力正常，这个时候相对安全了，可以携带数据。
同时打开会怎样？
如果双方同时发SYN报文，状态变化会是怎样的呢？
这是一个可能会发生的情况。
状态变迁如下:
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在发送方给接收方发SYN报文的同时，接收方也给发送方发SYN报文，两个人刚上了!
发完SYN ，两者的状态都变为SYN-SENT 。
在各自收到对方的SYN后，两者状态都变为SYN-REVD 。
接着会回复对应的ACK+SYN ，这个报文在对方接收之后，两者状态一起变为ESTABLISHED 。
这就是同时打开情况下的状态变迁。
003:说说TCP四次挥手的过程
过程拆解

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刚开始双方处于ESTABLISHED状态。
客户端要断开了，向服务器发送FIN报文，在TCP报文中的位置如下图:

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发送后客户端变成了FIN-WAIT-1状态。注意,这时候客户端同时也变成了half-close(半关闭)状态，即无法向服务端发送报文，只能接收。
服务端接收后向客户端确认，变成了CLOSED-WAIT状态。
客户端接收到了服务端的确认，变成了FIN-WAIT2状态。
随后，服务端向客户端发送FIN ，自己进入LAST-ACK状态，
客户端收到服务端发来的FIN后，自己变成了TIME-WAIT状态，然后发送ACK给服务端。
注意了，这个时候，客户端需要等待足够长的时间，具体来说，是2个MSL(MaximumSegmentLifetime ，报文最大生存时间),在这段时间内如果客户端没有收到服务端的重发请求，那么表示ACK成功到达，挥手结束，否则客户端重发ACK 。
等待2MSL的意义
如果不等待会怎样？
如果不等待，客户端直接跑路，当服务端还有很多数据包要给客户端发，且还在路上的时候，若客户端的端口此时刚好被新的应用占用，那么就接收到了无用数据包，造成数据包混乱。所以，最保险的做法是等服务器发来的数据包都死翘翘再启动新的应用。
那，照这样说一个MSL不就不够了吗，为什么要等待2MSL?
1个MSL确保四次挥手中主动关闭方最后的ACK报文最终能达到对端1个MSL确保对端没有收到ACK重传的FIN报文可以到达这就是等待2MSL的意义。
为什么是四次挥手而不是三次？
因为服务端在接收到FIN,往往不会立即返回FIN,必须等到服务端所有的报文都发送完毕了，才能发FIN 。因此先发一个ACK表示已经收到客户端的FIN ，延迟一段时间才发FIN 。这就造成了四次挥手。
如果是三次挥手会有什么问题？
等于说服务端将ACK和FIN的发送合并为一次挥手，这个时候长时间的延迟可能会导致客户端误以为FIN没有到达客户端，从而让客户端不断的重发FIN 。
同时关闭会怎样？
如果客户端和服务端同时发送FIN ，状态会如何变化？如图所示:

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004:说说半连接队列和SYNFlood攻击的关系
【TCP 协议灵魂问题，巩固你的网路底层基础】三次握手前，服务端的状态从CLOSED变为LISTEN,同时在内部创建了两个队列：半连接队列和全连接队列，即SYN队列和ACCEPT队列。
半连接队列
当客户端发送SYN到服务端，服务端收到以后回复ACK和SYN ，状态由LISTEN变为SYN_RCVD ，此时这个连接就被推入了SYN队列，也就是半连接队列。
全连接队列
当客户端返回ACK,服务端接收后，三次握手完成。这个时候连接等待被具体的应用取走，在被取走之前，它会被推入另外一个TCP维护的队列，也就是全连接队列(AcceptQueue) 。
SYNFlood攻击原理
SYNFlood属于典型的DoS/DDoS攻击。其攻击的原理很简单，就是用客户端在短时间内伪造大量不存在的IP地址，并向服务端疯狂发送SYN 。对于服务端而言，会产生两个危险的后果:
处理大量的SYN包并返回对应ACK,势必有大量连接处于SYN_RCVD状态，从而占满整个半连接队列，无法处理正常的请求。由于是不存在的IP ，服务端长时间收不到客户端的ACK ，会导致服务端不断重发数据，直到耗尽服务端的资源。如何应对SYNFlood攻击？