“三次握手，四次揮手”你真的懂嗎？

記得剛畢業找工作面試的時候，經常會被問到：你知道“3次握手，4次揮手”嗎？這時候我會“胸有成竹”地“背誦”前期準備好的“答案”，第一次怎麼怎麼，第二次……答完就沒有下文了，面試官貌似也沒有深入下去的意思，深入下去我也不懂，皆大歡喜！

作爲程序員，要有“刨根問底”的精神。知其然，更要知其所以然。這篇文章希望能抽絲剝繭，還原背後的原理。

什麼是“3次握手，4次揮手”

TCP是一種面向連接的單播協議，在發送數據前，通信雙方必須在彼此間建立一條連接。所謂的“連接”，其實是客戶端和服務器的內存裏保存的一份關於對方的信息，如ip地址、端口號等。

TCP可以看成是一種字節流，它會處理IP層或以下的層的丟包、重複以及錯誤問題。在連接的建立過程中，雙方需要交換一些連接的參數。這些參數可以放在TCP頭部。

TCP提供了一種可靠、面向連接、字節流、傳輸層的服務，採用三次握手建立一個連接。採用4次揮手來關閉一個連接。

TCP服務模型

在瞭解了建立連接、關閉連接的“三次握手和四次揮手”後，我們再來看下TCP相關的東西。

一個TCP連接由一個4元組構成，分別是兩個IP地址和兩個端口號。一個TCP連接通常分爲三個階段：啓動、數據傳輸、退出（關閉）。

當TCP接收到另一端的數據時，它會發送一個確認，但這個確認不會立即發送，一般會延遲一會兒。ACK是累積的，一個確認字節號N的ACK表示所有直到N的字節（不包括N）已經成功被接收了。這樣的好處是如果一個ACK丟失，很可能後續的ACK就足以確認前面的報文段了。

一個完整的TCP連接是雙向和對稱的，數據可以在兩個方向上平等地流動。給上層應用程序提供一種雙工服務。一旦建立了一個連接，這個連接的一個方向上的每個TCP報文段都包含了相反方向上的報文段的一個ACK。

序列號的作用是使得一個TCP接收端可丟棄重複的報文段，記錄以雜亂次序到達的報文段。因爲TCP使用IP來傳輸報文段，而IP不提供重複消除或者保證次序正確的功能。另一方面，TCP是一個字節流協議，絕不會以雜亂的次序給上層程序發送數據。因此TCP接收端會被迫先保持大序列號的數據不交給應用程序，直到缺失的小序列號的報文段被填滿。

TCP頭部

源端口和目的端口在TCP層確定雙方進程，序列號表示的是報文段數據中的第一個字節號，ACK表示確認號，該確認號的發送方期待接收的下一個序列號，即最後被成功接收的數據字節序列號加1，這個字段只有在ACK位被啓用的時候纔有效。

當新建一個連接時，從客戶端發送到服務端的第一個報文段的SYN位被啓用，這稱爲SYN報文段，這時序列號字段包含了在本次連接的這個方向上要使用的第一個序列號，即初始序列號ISN，之後發送的數據是ISN加1，因此SYN位字段會消耗一個序列號，這意味着使用重傳進行可靠傳輸。而不消耗序列號的ACK則不是。

頭部長度（圖中的數據偏移）以32位字爲單位，也就是以4bytes爲單位，它只有4位，最大爲15，因此頭部最大長度爲60字節，而其最小爲5，也就是頭部最小爲20字節（可變選項爲空）。

ACK —— 確認，使得確認號有效。
RST —— 重置連接（經常看到的reset by peer）就是此字段搞的鬼。
SYN —— 用於初如化一個連接的序列號。
FIN —— 該報文段的發送方已經結束向對方發送數據。

當一個連接被建立或被終止時，交換的報文段只包含TCP頭部，而沒有數據。

狀態轉換

三次握手和四次揮手的狀態轉換如下圖。

爲什麼要“三次握手，四次揮手”

三次握手

換個易於理解的視角來看爲什麼要3次握手。

客戶端和服務端通信前要進行連接，“3次握手”的作用就是雙方都能明確自己和對方的收、發能力是正常的。

第一次握手：客戶端發送網絡包，服務端收到了。這樣服務端就能得出結論：客戶端的發送能力、服務端的接收能力是正常的。

第二次握手：服務端發包，客戶端收到了。這樣客戶端就能得出結論：服務端的接收、發送能力，客戶端的接收、發送能力是正常的。
從客戶端的視角來看，我接到了服務端發送過來的響應數據包，說明服務端接收到了我在第一次握手時發送的網絡包，並且成功發送了響應數據包，這就說明，服務端的接收、發送能力正常。而另一方面，我收到了服務端的響應數據包，說明我第一次發送的網絡包成功到達服務端，這樣，我自己的發送和接收能力也是正常的。

第三次握手：客戶端發包，服務端收到了。這樣服務端就能得出結論：客戶端的接收、發送能力，服務端的發送、接收能力是正常的。
第一、二次握手後，服務端並不知道客戶端的接收能力以及自己的發送能力是否正常。而在第三次握手時，服務端收到了客戶端對第二次握手作的迴應。從服務端的角度，我在第二次握手時的響應數據發送出去了，客戶端接收到了。所以，我的發送能力是正常的。而客戶端的接收能力也是正常的。

經歷了上面的三次握手過程，客戶端和服務端都確認了自己的接收、發送能力是正常的。之後就可以正常通信了。

每次都是接收到數據包的一方可以得到一些結論，發送的一方其實沒有任何頭緒。我雖然有發包的動作，但是我怎麼知道我有沒有發出去，而對方有沒有接收到呢？

而從上面的過程可以看到，最少是需要三次握手過程的。兩次達不到讓雙方都得出自己、對方的接收、發送能力都正常的結論。其實每次收到網絡包的一方至少是可以得到：對方的發送、我方的接收是正常的。而每一步都是有關聯的，下一次的“響應”是由於第一次的“請求”觸發，因此每次握手其實是可以得到額外的結論的。比如第三次握手時，服務端收到數據包，表明看服務端只能得到客戶端的發送能力、服務端的接收能力是正常的，但是結合第二次，說明服務端在第二次發送的響應包，客戶端接收到了，並且作出了響應，從而得到額外的結論：客戶端的接收、服務端的發送是正常的。

用表格總結一下：

視角	客收	客發	服收	服發
客視角	二	一 + 二	一 + 二	二
服視角	二 + 三	一	一	二 + 三

四次揮手

TCP連接是雙向傳輸的對等的模式，就是說雙方都可以同時向對方發送或接收數據。當有一方要關閉連接時，會發送指令告知對方，我要關閉連接了。這時對方會回一個ACK，此時一個方向的連接關閉。但是另一個方向仍然可以繼續傳輸數據，等到發送完了所有的數據後，會發送一個FIN段來關閉此方向上的連接。接收方發送ACK確認關閉連接。注意，接收到FIN報文的一方只能回覆一個ACK, 它是無法馬上返回對方一個FIN報文段的，因爲結束數據傳輸的“指令”是上層應用層給出的，我只是一個“搬運工”，我無法瞭解“上層的意志”。

“三次握手，四次揮手”怎麼完成？

其實3次握手的目的並不只是讓通信雙方都瞭解到一個連接正在建立，還在於利用數據包的選項來傳輸特殊的信息，交換初始序列號ISN。

3次握手是指發送了3個報文段，4次揮手是指發送了4個報文段。注意，SYN和FIN段都是會利用重傳進行可靠傳輸的。

三次握手

1. 客戶端發送一個SYN段，並指明客戶端的初始序列號，即ISN(c).

2. 服務端發送自己的SYN段作爲應答，同樣指明自己的ISN(s)。爲了確認客戶端的SYN，將ISN(c)+1作爲ACK數值。這樣，每發送一個SYN，序列號就會加1. 如果有丟失的情況，則會重傳。

3. 爲了確認服務器端的SYN，客戶端將ISN(s)+1作爲返回的ACK數值。

四次揮手

1. 客戶端發送一個FIN段，幷包含一個希望接收者看到的自己當前的序列號K. 同時還包含一個ACK表示確認對方最近一次發過來的數據。

2. 服務端將K值加1作爲ACK序號值，表明收到了上一個包。這時上層的應用程序會被告知另一端發起了關閉操作，通常這將引起應用程序發起自己的關閉操作。

3. 服務端發起自己的FIN段，ACK=K+1, Seq=L

4. 客戶端確認。ACK=L+1

爲什麼建立連接是三次握手，而關閉連接卻是四次揮手呢？

這是因爲服務端在LISTEN狀態下，收到建立連接請求的SYN報文後，把ACK和SYN放在一個報文裏發送給客戶端。而關閉連接時，當收到對方的FIN報文時，僅僅表示對方不再發送數據了但是還能接收數據，己方是否現在關閉發送數據通道，需要上層應用來決定，因此，己方ACK和FIN一般都會分開發送。

“三次握手，四次揮手”進階

ISN

三次握手的一個重要功能是客戶端和服務端交換ISN(Initial Sequence Number), 以便讓對方知道接下來接收數據的時候如何按序列號組裝數據。

如果ISN是固定的，***者很容易猜出後續的確認號。

1	ISN = M + F(localhost, localport, remotehost, remoteport)

M是一個計時器，每隔4毫秒加1。
F是一個Hash算法，根據源IP、目的IP、源端口、目的端口生成一個隨機數值。要保證hash算法不能被外部輕易推算得出。

序列號迴繞

因爲ISN是隨機的，所以序列號容易就會超過2^31-1. 而tcp對於丟包和亂序等問題的判斷都是依賴於序列號大小比較的。此時就出現了所謂的tcp序列號迴繞（sequence wraparound）問題。怎麼解決？

1 2 3 4 5 6 7 8 9 10

/* * The next routines deal with comparing 32 bit unsigned ints * and worry about wraparound (automatic with unsigned arithmetic). */ static inline int before(__u32 seq1, __u32 seq2) {     return (__s32)(seq1-seq2) < 0; } #define after(seq2, seq1) before(seq1, seq2)

上述代碼是內核中的解決迴繞問題代碼。__s32是有符號整型的意思，而__u32則是無符號整型。序列號發生迴繞後，序列號變小，相減之後，把結果變成有符號數了，因此結果成了負數。

1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13

假設seq1=255， seq2=1（發生了迴繞）。 seq1 = 1111 1111 seq2 = 0000 0001 我們希望比較結果是 seq1 - seq2= 1111 1111 -0000 0001 ----------- 1111 1110 由於我們將結果轉化成了有符號數，由於最高位是1，因此結果是一個負數，負數的絕對值爲 0000 0001 + 1 = 0000 0010 = 2 因此seq1 - seq2 < 0

syn flood***

最基本的DoS***就是利用合理的服務請求來佔用過多的服務資源，從而使合法用戶無法得到服務的響應。syn flood屬於Dos***的一種。

如果惡意的向某個服務器端口發送大量的SYN包，則可以使服務器打開大量的半開連接，分配TCB（Transmission Control Block）, 從而消耗大量的服務器資源，同時也使得正常的連接請求無法被相應。當開放了一個TCP端口後，該端口就處於Listening狀態，不停地監視發到該端口的Syn報文，一 旦接收到Client發來的Syn報文，就需要爲該請求分配一個TCB，通常一個TCB至少需要280個字節，在某些操作系統中TCB甚至需要1300個字節，並返回一個SYN ACK命令，立即轉爲SYN-RECEIVED即半開連接狀態。系統會爲此耗盡資源。

常見的防***方法有：

無效連接的監視釋放

監視系統的半開連接和不活動連接，當達到一定閾值時拆除這些連接，從而釋放系統資源。這種方法對於所有的連接一視同仁，而且由於SYN Flood造成的半開連接數量很大，正常連接請求也被淹沒在其中被這種方式誤釋放掉，因此這種方法屬於入門級的SYN Flood方法。

延緩TCB分配方法

消耗服務器資源主要是因爲當SYN數據報文一到達，系統立即分配TCB，從而佔用了資源。而SYN Flood由於很難建立起正常連接，因此，當正常連接建立起來後再分配TCB則可以有效地減輕服務器資源的消耗。常見的方法是使用Syn Cache和Syn Cookie技術。

Syn Cache技術

系統在收到一個SYN報文時，在一個專用HASH表中保存這種半連接信息，直到收到正確的迴應ACK報文再分配TCB。這個開銷遠小於TCB的開銷。當然還需要保存序列號。

Syn Cookie技術

Syn Cookie技術則完全不使用任何存儲資源，這種方法比較巧妙，它使用一種特殊的算法生成Sequence Number，這種算法考慮到了對方的IP、端口、己方IP、端口的固定信息，以及對方無法知道而己方比較固定的一些信息，如MSS(Maximum Segment Size，最大報文段大小，指的是TCP報文的最大數據報長度，其中不包括TCP首部長度。)、時間等，在收到對方 的ACK報文後，重新計算一遍，看其是否與對方迴應報文中的（Sequence Number-1）相同，從而決定是否分配TCB資源。

使用SYN Proxy防火牆

一種方式是防止牆dqywb連接的有效性後，防火牆纔會向內部服務器發起SYN請求。防火牆代服務器發出的SYN ACK包使用的序列號爲c, 而真正的服務器迴應的序列號爲c’, 這樣，在每個數據報文經過防火牆的時候進行序列號的修改。另一種方式是防火牆確定了連接的安全後，會發出一個safe reset命令，client會進行重新連接，這時出現的syn報文會直接放行。這樣不需要修改序列號了。但是，client需要發起兩次握手過程，因此建立連接的時間將會延長。

連接隊列

在外部請求到達時，被服務程序最終感知到前，連接可能處於SYN_RCVD狀態或是ESTABLISHED狀態，但還未被應用程序接受。

對應地，服務器端也會維護兩種隊列，處於SYN_RCVD狀態的半連接隊列，而處於ESTABLISHED狀態但仍未被應用程序accept的爲全連接隊列。如果這兩個隊列滿了之後，就會出現各種丟包的情形。

1 2	查看是否有連接溢出 netstat -s | grep LISTEN

半連接隊列滿了

在三次握手協議中，服務器維護一個半連接隊列，該隊列爲每個客戶端的SYN包開設一個條目(服務端在接收到SYN包的時候，就已經創建了request_sock結構，存儲在半連接隊列中)，該條目表明服務器已收到SYN包，並向客戶發出確認，正在等待客戶的確認包。這些條目所標識的連接在服務器處於Syn_RECV狀態，當服務器收到客戶的確認包時，刪除該條目，服務器進入ESTABLISHED狀態。

目前，Linux下默認會進行5次重發SYN-ACK包，重試的間隔時間從1s開始，下次的重試間隔時間是前一次的雙倍，5次的重試時間間隔爲1s, 2s, 4s, 8s, 16s, 總共31s, 稱爲指數退避，第5次發出後還要等32s才知道第5次也超時了，所以，總共需要 1s + 2s + 4s+ 8s+ 16s + 32s = 63s, TCP纔會把斷開這個連接。由於，SYN超時需要63秒，那麼就給***者一個***服務器的機會，***者在短時間內發送大量的SYN包給Server(俗稱SYN flood***)，用於耗盡Server的SYN隊列。對於應對SYN 過多的問題，linux提供了幾個TCP參數：tcp_syncookies、tcp_synack_retries、tcp_max_syn_backlog、tcp_abort_on_overflow 來調整應對。

參數	作用
tcp_syncookies	SYNcookie將連接信息編碼在ISN(initialsequencenumber)中返回給客戶端，這時server不需要將半連接保存在隊列中，而是利用客戶端隨後發來的ACK帶回的ISN還原連接信息，以完成連接的建立，避免了半連接隊列被***SYN包填滿。
tcp_syncookies	內核放棄建立連接之前發送SYN包的數量。
tcp_synack_retries	內核放棄連接之前發送SYN+ACK包的數量
tcp_max_syn_backlog	默認爲1000. 這表示半連接隊列的長度，如果超過則放棄當前連接。
tcp_abort_on_overflow	如果設置了此項，則直接reset. 否則，不做任何操作，這樣當服務器半連接隊列有空了之後，會重新接受連接。Linux堅持在能力許可範圍內不忽略進入的連接。客戶端在這期間會重複發送sys包，當重試次數到達上限之後，會得到connection time out響應。

全連接隊列滿了

當第三次握手時，當server接收到ACK包之後，會進入一個新的叫 accept 的隊列。

當accept隊列滿了之後，即使client繼續向server發送ACK的包，也會不被響應，此時ListenOverflows+1，同時server通過tcp_abort_on_overflow來決定如何返回，0表示直接丟棄該ACK，1表示發送RST通知client；相應的，client則會分別返回read timeout 或者 connection reset by peer。另外，tcp_abort_on_overflow是0的話，server過一段時間再次發送syn+ack給client（也就是重新走握手的第二步），如果client超時等待比較短，就很容易異常了。而客戶端收到多個 SYN ACK 包，則會認爲之前的 ACK 丟包了。於是促使客戶端再次發送 ACK ，在 accept隊列有空閒的時候最終完成連接。若 accept隊列始終滿員，則最終客戶端收到 RST 包（此時服務端發送syn+ack的次數超出了tcp_synack_retries）。

服務端僅僅只是創建一個定時器，以固定間隔重傳syn和ack到服務端

參數	作用
tcp_abort_on_overflow	如果設置了此項，則直接reset. 否則，不做任何操作，這樣當服務器半連接隊列有空了之後，會重新接受連接。Linux堅持在能力許可範圍內不忽略進入的連接。客戶端在這期間會重複發送sys包，當重試次數到達上限之後，會得到connection time out響應。
min(backlog, somaxconn)	全連接隊列的長度。

命令

netstat -s命令

1 2 3

[root<a href="http://www.jobbole.com/members/server">@server</a> ~]#  netstat -s | egrep "listen|LISTEN" 667399 times the listen queue of a socket overflowed 667399 SYNs to LISTEN sockets ignored

上面看到的 667399 times ，表示全連接隊列溢出的次數，隔幾秒鐘執行下，如果這個數字一直在增加的話肯定全連接隊列偶爾滿了。

1	[root<a href="http://www.jobbole.com/members/server">@server</a> ~]#  netstat -s | grep TCPBacklogDrop

查看 Accept queue 是否有溢出

ss命令

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[root<a href="http://www.jobbole.com/members/server">@server</a> ~]#  ss -lnt State Recv-Q Send-Q Local Address:Port Peer Address:Port LISTEN     0      128 *:6379 *:* LISTEN     0      128 *:22 *:*

如果State是listen狀態，Send-Q 表示第三列的listen端口上的全連接隊列最大爲50，第一列Recv-Q爲全連接隊列當前使用了多少。
非 LISTEN 狀態中 Recv-Q 表示 receive queue 中的 bytes 數量；Send-Q 表示 send queue 中的 bytes 數值。

小結

當外部連接請求到來時，TCP模塊會首先查看max_syn_backlog，如果處於SYN_RCVD狀態的連接數目超過這一閾值，進入的連接會被拒絕。根據tcp_abort_on_overflow字段來決定是直接丟棄，還是直接reset.

從服務端來說，三次握手中，第一步server接受到client的syn後，把相關信息放到半連接隊列中，同時回覆syn+ack給client. 第三步當收到客戶端的ack, 將連接加入到全連接隊列。

一般，全連接隊列比較小，會先滿，此時半連接隊列還沒滿。如果這時收到syn報文，則會進入半連接隊列，沒有問題。但是如果收到了三次握手中的第3步(ACK)，則會根據tcp_abort_on_overflow字段來決定是直接丟棄，還是直接reset.此時，客戶端發送了ACK, 那麼客戶端認爲三次握手完成，它認爲服務端已經準備好了接收數據的準備。但此時服務端可能因爲全連接隊列滿了而無法將連接放入，會重新發送第2步的syn+ack, 如果這時有數據到來，服務器TCP模塊會將數據存入隊列中。一段時間後，client端沒收到回覆，超時，連接異常，client會主動關閉連接。

“三次握手，四次揮手”redis實例分析

1. 我在dev機器上部署redis服務，端口號爲6379,

2. 通過tcpdump工具獲取數據包，使用如下命令

1 2	tcpdump -w /tmp/a.cap port 6379 -s0 -w把數據寫入文件，-s0設置每個數據包的大小默認爲68字節，如果用-S 0則會抓到完整數據包

1. 在dev2機器上用redis-cli訪問dev:6379, 發送一個ping, 得到回覆pong

2. 停止抓包，用tcpdump讀取捕獲到的數據包

1 2	tcpdump -r /tmp/a.cap -n -nn -A -x| vim - （-x 以16進制形式展示，便於後面分析）

共收到了7個包。

抓到的是IP數據包，IP數據包分爲IP頭部和IP數據部分，IP數據部分是TCP頭部加TCP數據部分。

IP的數據格式爲：

它由固定長度20B+可變長度構成。

1 2 3 4 5

10:55:45.662077 IP dev2.39070 > dev.6379: Flags [S], seq 4133153791, win 29200, options [mss 1460,sackOK,TS val 2959270704 ecr 0,nop,wscale 7], length 0         0x0000:  4500 003c 08cf 4000 3606 14a5 0ab3 b561         0x0010:  0a60 5cd4 989e 18eb f65a ebff 0000 0000         0x0020:  a002 7210 872f 0000 0204 05b4 0402 080a         0x0030:  b062 e330 0000 0000 0103 0307

對着IP頭部格式，來拆解數據包的具體含義。

字節值	字節含義
0x4	IP版本爲ipv4
0x5	首部長度爲5 * 4字節=20B
0x00	服務類型，現在基本都置爲0
0x003c	總長度爲3*16+12=60字節，上面所有的長度就是60字節
0x08cf	標識。同一個數據報的唯一標識。當IP數據報被拆分時，會複製到每一個數據中。
0x4000	3bit 標誌 + 13bit 片偏移。3bit 標誌對應 R、DF、MF。目前只有後兩位有效，DF位：爲1表示不分片，爲0表示分片。MF：爲1表示“更多的片”，爲0表示這是最後一片。13bit 片位移：本分片在原先數據報文中相對首位的偏移位。（需要再乘以8 )
0x36	生存時間TTL。IP報文所允許通過的路由器的最大數量。每經過一個路由器，TTL減1，當爲 0 時，路由器將該數據報丟棄。TTL 字段是由發送端初始設置一個 8 bit字段.推薦的初始值由分配數字 RFC 指定。發送 ICMP 回顯應答時經常把 TTL 設爲最大值 255。TTL可以防止數據報陷入路由循環。 此處爲54.
0x06	協議類型。指出IP報文攜帶的數據使用的是哪種協議，以便目的主機的IP層能知道要將數據報上交到哪個進程。TCP 的協議號爲6，UDP 的協議號爲17。ICMP 的協議號爲1，IGMP 的協議號爲2。該 IP 報文攜帶的數據使用 TCP 協議，得到了驗證。
0x14a5	16bitIP首部校驗和。
0x0ab3 b561	32bit源ip地址。
0x0a60 5cd4	32bit目的ip地址。

剩餘的數據部分即爲TCP協議相關的。TCP也是20B固定長度+可變長度部分。

字節值	字節含義
0x989e	16bit源端口。1161616+81616+1416+11=39070
0x18eb	16bit目的端口6379
0xf65a ebff	32bit序列號。4133153791
0x0000 0000	32bit確認號。
0xa	4bit首部長度，以4byte爲單位。共10*4=40字節。因此TCP報文的可選長度爲40-20=20
0b000000	6bit保留位。目前置爲0.
0b000010	6bitTCP標誌位。從左到右依次是緊急 URG、確認 ACK、推送 PSH、復位 RST、同步 SYN 、終止 FIN。
0x7210	滑動窗口大小，滑動窗口即tcp接收緩衝區的大小，用於tcp擁塞控制。29200
0x872f	16bit校驗和。
0x0000	緊急指針。僅在 URG = 1時纔有意義，它指出本報文段中的緊急數據的字節數。當 URG = 1 時，發送方 TCP 就把緊急數據插入到本報文段數據的最前面，而在緊急數據後面的數據仍是普通數據。

可變長度部分，協議如下：

字節值	字節含義
0x0204 05b4	最大報文長度爲，05b4=1460. 即可接收的最大包長度，通常爲MTU減40字節，IP頭和TCP頭各20字節
0x0402	表示支持SACK
0x080a b062 e330 0000 0000	時間戳。Ts val=b062 e330=2959270704, ecr=0
0x01	無操作
0x03 0307	窗口擴大因子爲7. 移位7, 乘以128

這樣第一個包分析完了。dev2向dev發送SYN請求。也就是三次握手中的第一次了。
SYN seq(c)=4133153791

第二個包，dev響應連接，ack=4133153792. 表明dev下次準備接收這個序號的包，用於tcp字節注的順序控制。dev（也就是server端）的初始序號爲seq=4264776963, syn=1.
SYN ack=seq(c)+1 seq(s)=4264776963

第三個包，client包確認，這裏使用了相對值應答。seq=4133153792, 等於第二個包的ack. ack=4264776964.
ack=seq(s)+1, seq=seq(c)+1
至此，三次握手完成。接下來就是發送ping和pong的數據了。

接着第四個包。

1 2 3 4 5 6

10:55:48.090073 IP dev2.39070 > dev.6379: Flags [P.], seq 1:15, ack 1, win 229, options [nop,nop,TS val 2959273132 ecr 3132256230], length 14         0x0000:  4500 0042 08d1 4000 3606 149d 0ab3 b561         0x0010:  0a60 5cd4 989e 18eb f65a ec00 fe33 5504         0x0020:  8018 00e5 4b5f 0000 0101 080a b062 ecac         0x0030:  bab2 6fe6 2a31 0d0a 2434 0d0a 7069 6e67         0x0040:  0d0a

tcp首部長度爲32B, 可選長度爲12B. IP報文的總長度爲66B, 首部長度爲20B, 因此TCP數據部分長度爲14B. seq=0xf65a ec00=4133153792
ACK, PSH. 數據部分爲2a31 0d0a 2434 0d0a 7069 6e67 0d0a

1 2 3 4 5 6

0x2a31         -> *1 0x0d0a         -> \r\n 0x2434         -> $4 0x0d0a         -> \r\n 0x7069 0x6e67  -> ping 0x0d0a         -> \r\n

dev2向dev發送了ping數據，第四個包完畢。

第五個包，dev2向dev發送ack響應。
序列號爲0xfe33 5504=4264776964, ack確認號爲0xf65a ec0e=4133153806=(4133153792+14).

第六個包，dev向dev2響應pong消息。序列號fe33 5504，確認號f65a ec0e, TCP頭部可選長度爲12B, IP數據報總長度爲59B, 首部長度爲20B, 因此TCP數據長度爲7B.
數據部分2b50 4f4e 470d 0a, 翻譯過來就是+PONG\r\n.

至此，Redis客戶端和Server端的三次握手過程分析完畢。

總結

“三次握手，四次揮手”看似簡單，但是深究進去，還是可以延伸出很多知識點的。比如半連接隊列、全連接隊列等等。以前關於TCP建立連接、關閉連接的過程很容易就會忘記，可能是因爲只是死記硬背了幾個過程，沒有深入研究背後的原理。

所以，“三次握手，四次揮手”你真的懂了嗎？

參考資料

【redis】https://segmentfault.com/a/1190000015044878
【tcp option】https://blog.csdn.net/wdscq1234/article/details/52423272
【滑動窗口】https://www.zhihu.com/question/32255109
【全連接隊列】http://jm.taobao.org/2017/05/25/525-1/
【client fooling】 https://github.com/torvalds/linux/commit/5ea8ea2cb7f1d0db15762c9b0bb9e7330425a071
【backlog RECV_Q】https://blog.51cto.com/59090939/1947443
【定時器】https://www.cnblogs.com/menghuanbiao/p/5212131.html
【隊列圖示】https://www.itcodemonkey.com/article/5834.html
【tcp flood***】https://www.cnblogs.com/hubavyn/p/4477883.html
【MSS MTU】https://blog.csdn.net/LoseInVain/article/details/53694265