TCP连接三次握手
假定主机A运行的是TCP客户程序，而B运行TCP服务器程序。最初两端的TCP进程都处于CLOSED（关闭）状态。
下图中在主机下面的方框分别是TCP进程所处的状态。请注意，A主动打开连接，而B被动打开连接。
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。
然后服务器进程就处于LISTEN（收听）状态，等待客户的连接请求。如有，即作出响应。
A的TCP客户进程也是首先创建传输控制模块TCB，然后向B发出连接请求报文段，
这时首部中的同步位SYN = 1，同时选择一个初始序号seq = x。
TCP规定，SYN报文段（即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，如同意建立连接，则向A发送确认。
在确认报文段中应把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，这个报文段也不能携带数据，但同样要消耗掉一个序号。这时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。
这时，TCP连接已经建立，A进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。
当B收到A的确认后，也进入ESTABLISHED状态。
上面给出的连接建立过程叫做三次握手(three-way handshake)。
为什么A还要发送一次确认呢？这主要是为了防止已失效的连接请求报文段突然又传送到了B，因而产生错误。
所谓“已失效的连接请求报文段”是这样产生的。考虑一种正常情况。A发出连接请求，但因连接请求报文丢失而未收到确认。
于是A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。
A共发送了两个连接请求报文段，其中第一个丢失，第二个到达了B。没有“已失效的连接请求报文段”。
现假定出现一种异常情况，即A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某些网络结点长时间滞留了，以致延误到连接释放以后的某个时间才到达B。
本来这是一个早已失效的报文段。但B收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出一次新的连接请求。
于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立了。
由于现在A并没有发出建立连接的请求，因此不会理睬B的确认，也不会向B发送数据。
但B却以为新的运输连接已经建立了，并一直等待A发来数据。B的许多资源就这样白白浪费了。
采用三次握手的办法可以防止上述现象的发生。例如在刚才的情况下，A不会向B的确认发出确认。B由于收不到确认，就知道A并没有要求建立连接。
TCP连接四次挥手
数据传输结束后，通信的双方都可释放连接。现在A和B都处于ESTABLISHED状态，如下图。
A的应用进程先向其TCP发出连接释放报文段，并停止再发送数据，主动关闭TCP连接。
A把连接释放报文段首部的终止控制位FIN置1，其序号seq = u，它等于前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。
这时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，它也消耗掉一个序号。
B收到连接释放报文段后即发出确认，确认号是ack = u + 1，而这个报文段自己的序号是v，等于B前面已传送过的数据的最后一个字节的序号加1。
然后B就进入CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器进程这时应通知高层应用进程，因而从A到B这个方向的连接就释放了，
这时的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B若发送数据，A仍要接收。
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些时间。
A收到来自B的确认后，就进入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已经没有要向A发送的数据，其应用进程就通知TCP释放连接。这时B发出的连接释放报文段必须使FIN = 1。
现假定B的序号为w（在半关闭状态B可能又发送了一些数据）。B还必须重复上次已发送过的确认号ack = u + 1。
这时B就进入LAST-ACK（最后确认）状态，等待A的确认。
A在收到B的连接释放报文段后，必须对此发出确认。
在确认报文段中把ACK置1，确认号ack = w + 1，而自己的序号是seq = u + 1（根据TCP标准，前面发送过的FIN报文段要消耗一个序号）。
然后进入到TIME-WAIT（时间等待）状态。请注意，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)设置的时间2MSL后，A才进入到CLOSED状态。
时间MSL叫做最长报文段寿命(Maximum Segment Lifetime)，RFC 793建议设为2分钟。
但这完全是从工程上来考虑，对于现在的网络，MSL = 2分钟可能太长了一些。
因此TCP允许不同的实现可根据具体情况使用更小的MSL值。
因此，从A进入到TIME-WAIT状态后，要经过4分钟才能进入到CLOSED状态，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TCP连接。
为什么A在TIME-WAIT状态必须等待2MSL的时间呢？这有两个理由。
第一，为了保证A发送的最后一个ACK报文段能够到达B。这个ACK报文段有可能丢失，因而使处在LAST-ACK状态的B收不到对已发送的FIN + ACK报文段的确认。
B会超时重传这个FIN + ACK报文段，而A就能在2MSL时间内收到这个重传的FIN + ACK报文段。
接着A重传一次确认，重新启动2MSL计时器。最后，A和B都正常进入到CLOSED状态。
如果A在TIME-WAIT状态不等待一段时间，而是在发送完ACK报文段后立即释放连接，那么就无法收到B重传的FIN + ACK报文段，因而也不会再发送一次确认报文段。
这样，B就无法按照正常步骤进入CLOSED状态。
第二，防止“已失效的连接请求报文段”出现在本连接中。
A在发送完最后一个ACK报文段后，再经过时间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。
这样就可以使下一个新的连接中不会出现这种旧的连接请求报文段。
B只要收到了A发出的确认，就进入CLOSED状态。同样，B在撤销相应的传输控制块TCB后，就结束了这次的TCP连接。我们注意到，B结束TCP连接的时间要比A早一些。
上述的TCP连接释放过程是四次挥手。
除时间等待计时器外，TCP还设有一个保活计时器(keepalive timer)。
设想有这样的情况：客户已主动与服务器建立了TCP连接。但后来客户端的主机突然出故障。
显然，服务器以后就不能再收到客户发来的数据。因此，应当有措施使服务器不要再白白等待下去。
这就是使用保活计时器。服务器每收到一次客户的数据，就重新设置保活计时器，时间的设置通常是两小时。
若两小时没有收到客户的数据，服务器就发送一个探测报文段，以后则每隔75分钟发送一次。
若一连发送10个探测报文段后仍无客户的响应，服务器就认为客户端出了故障，接着就关闭这个连接。
如果B在接收到A的FIN请求后，自己的数据已经发送完毕，B的ACK和FIN可以合并为FIN，也就相当于三次挥手。
参考文献：《计算机网络》谢希仁编著
