TCP 连接管理-世讯电科融合通信

TCP 是面向连接的协议，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。TCP 的连接的建立和释放均采用客户服务器方式，下面首先介绍一下 TCP 连接的建立过程。
如图一所示，设主机 B 中运行一个服务进程，它首先发出一个被动打开命令，告诉它的TCP 准备接收客户进程的连接请求。然后服务器进程就处千＂监听 ( Listen) " 的状态，不断检测是否有客户进程发起连接请求。主机 A 中的客户进程首先向其TCP发出主动打开( Active Open ) 命令，然后主机 A 的 TCP 向主机 B 的TCP 发出连接请求报文段。如前所述，该报文段首部中的同步比特 SYN 应置为 1 , 同时选择一个序号x , 表明在后面传送数据时的第一个数据字节的序号是 x+ l 。主机 B 的 TCP 收到连接请求报文段后，如同意，则发回确认。在确认报文段中 SYN 和 ACK 均置为 1' 而确认号为x+ 1( 表明 x 已正确接收，其期望接收的下一个报文段的编号为x+ l ) , 同时也为自己选择一个序号 y。
主机A 的TCP 收到B 的确认后，要向 B 给出确认，其 ACK 置 1 , 确认号为y+ l , 而自己的序号为 x+ l 。此时运行客户进程的上机 A 的 TCP 通知上层应用进程，连接已经建立。需要注意的是，当主机 A 向 B 发送第一个数据报文段时，其序号仍为 x+I , 因为前一个确认报文段并不消耗序号。当运行服务器进程的主机 B 的TCP 收到主机A 的确认后，也通知其上层应用进程，连接已经建立。以上连接过程中客户基于服务器之间有 3 次数据交互过程，因此也被形象的称为 3 次握手( Three— way Handshake ) 。

图一 TCP 连接建立过程

有些读者可能会问，服务器已经通过第2 个报文段确认了客户机 A 的连接请求，为什么客户机 A 还要发送第 3 个报文段对这个“确认“再进行“确认” 呢？现假定出现一种极端情况，主机 A 发出的连接请求报文由于某些原因（例如在某个网络节点滞留的时间过长）一直不能到达 B, 于是A 在计时器超时后再次发出连接请求。假定第二次请求顺利到达服务器B , 双方建立了连接，并在数据传输完毕后释放了连接。此时被延误的第一个请求到达了服务器，这本来巳经是一个失效的报文段，但服务器 B 会误认为是主机 A 又发出一次新的连接请求。千是就向主机 A 发出确认报文段，同意建立连接。由于主机A 并没有要求建立连接，因此不会理睬主机B 的确认，也不会向主机B 发送数据。但主机 B 却以为运输连接就这样建立了，并一直等待主机A 发来数据。主机 B 的许多资源就这样白白浪费了。采用 3 次握手的办法可以有效防止这种现象的发生。由于主机 A 不会向主机 B 的“确认“发出“确认。＂主机B 收不到确认，连接就建立不起来。
下面讨论连接释放的过程。在数据传输结束后，通信的双方都可以发出释放连接的请求。如图 3. 23 所示，设客户机 A 的应用进程先向其 TCP 发出连接释放请求，并且不再发送数据。A 的 TCP 随即向 B 发出连接释放请求报文，通知对方要释放从 A 到 B 这个方向的连接。该报文段首部的终止比特位 FIN 置 1 , 序号 x 等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。主机 B 的 TCP 收到释放连接通知后即发出确认，其序号为 y, 确认号为 x+ l , 同时通知高层应用进程。这样，从 A 到 B 的连接就释放了，连接处于半关闭 ( Half Close ) 状态，相当于主机 A 向主机B 说：＂我已经没有数据要发送了，但你如果还发送数据，我仍接收。”

图二 TCP 连接释放过程

此后，主机 B 不再接收主机A 发来的数据。但若主机 B 还有一些数据要发往主机 A, 则可以继续发送（这种情况很少）。主机 A 只要正确收到数据，仍应向 B 发送确认。若主机 B 不再有向主机A 发送数据的需要，其应用进程就通知TCP 释放连接。同样，主机B 发出的连接释放报文段中的终止比特位FIN 需要设置为 1 , 并使其序号仍为y( 因为前面发送的确认报文段不消耗序号），还必须重复上次已发送过的 ACK= x+ l 。主机 A 必须对此发出确认，将 ACK 位置 l , 确认号 ACK = y+1 , 而自己的序号则是 x+ l 。这是因为根据 TCP 标准，前面发送过的 FIN 报文段要消耗一个序号。这样才把从B 到 A 的反方向连接也释放掉。最终主机 A 的 TCP 向其应用进程报告：＂整个连接已经全部释放完毕＂。

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