TCP/IP 狀態機，如下圖所示：
在TCP/IP協議中，TCP協議提供可靠的連接服務，採用三次握手建立一個連接，如圖1所示。 (SYN包表示標誌位syn=1,ACK包表示標誌位ack=1,SYN+ACK包表示標誌位syn=1,ack=1)
(1) 第一次握手：建立連接時，客戶端A發送SYN包(SEQ_NUMBER=j)到服務器B，並進入SYN_SEND狀態，等待服務器B確認。
(2) 第二次握手：服務器B收到SYN包，必須確認客戶A的SYN(ACK_NUMBER=j+1)，同時自己也發送一個SYN包(SEQ_NUMBER=k)，即SYN+ACK包，此時服務器B進入SYN_RECV狀態。
(3) 第三次握手：客戶端A收到服務器B的SYN＋ACK包，向服務器B發送確認包ACK(ACK_NUMBER=k+1)，此包發送完畢，客戶端A和服務器B進入ESTABLISHED狀態，完成三次握手。
完成三次握手，客戶端與服務器開始傳送數據。
圖1 TCP三次握手建立連接
由於TCP連接是全雙工的，因此每個方向都必須單獨進行關閉。這個原則是當一方完成它的數據發送任務後就能發送一個FIN來終止這個方向的連接。收到一個 FIN只意味着這一方向上沒有數據流動，一個TCP連接在收到一個FIN後仍能發送數據。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。
（1）客戶端A發送一個FIN，用來關閉客戶A到服務器B的數據傳送(報文段4)。
（2）服務器B收到這個FIN，它發回一個ACK，確認序號爲收到的序號加1(報文段5)。和SYN一樣，一個FIN將佔用一個序號。
（3）服務器B關閉與客戶端A的連接，發送一個FIN給客戶端A(報文段6)。
（4）客戶端A發回ACK報文確認，並將確認序號設置爲收到序號加1(報文段7)。
TCP採用四次揮手關閉連接如圖2所示。
圖2 TCP四次揮手關閉連接
PS：另一個關閉連接的圖
1．爲什麼建立連接協議是三次握手，而關閉連接卻是四次握手呢？
這是因爲服務端的LISTEN狀態下的SOCKET當收到SYN報文的連接請求後，它可以把ACK和SYN(ACK起應答作用，而SYN起同步作用)放在一個報文裏來發送。但關閉連接時，當收到對方的FIN報文通知時，它僅僅表示對方沒有數據發送給你了；但未必你所有的數據都全部發送給對方了，所以你可能未必會馬上會關閉SOCKET,也即你可能還需要發送一些數據給對方之後，再發送FIN報文給對方來表示你同意現在可以關閉連接了，所以它這裏的ACK報文和FIN報文多數情況下都是分開發送的。
2．爲什麼TIME_WAIT狀態還需要等2MSL後才能返回到CLOSED狀態？
這是因爲雖然雙方都同意關閉連接了，而且握手的4個報文也都協調和發送完畢，按理可以直接回到CLOSED狀態（就好比從SYN_SEND狀態到ESTABLISH狀態那樣）；但是因爲我們必須要假想網絡是不可靠的，你無法保證你最後發送的ACK報文會一定被對方收到，因此對方處於LAST_ACK狀態下的SOCKET可能會因爲超時未收到ACK報文，而重發FIN報文，所以這個TIME_WAIT狀態的作用就是用來重發可能丟失的ACK報文。
3. 爲什麼不能用兩次握手進行連接？
我們知道，3次握手完成兩個重要的功能，既要雙方做好發送數據的準備工作(雙方都知道彼此已準備好)，也要允許雙方就初始序列號進行協商，這個序列號在握手過程中被髮送和確認。
現在把三次握手改成僅需要兩次握手，死鎖是可能發生的。作爲例子，考慮計算機S和C之間的通信，假定C給S發送一個連接請求分組，S收到了這個分組，併發送了確認應答分組。按照兩次握手的協定，S認爲連接已經成功地建立了，可以開始發送數據分組。可是，C在S的應答分組在傳輸中被丟失的情況下，將不知道S是否已準備好，不知道S建立什麼樣的序列號，C甚至懷疑S是否收到自己的連接請求分組。在這種情況下，C認爲連接還未建立成功，將忽略S發來的任何數據分組，只等待連接確認應答分組。而S在發出的分組超時後，重複發送同樣的分組。這樣就形成了死鎖。
補充：
a. 默認情況下(不改變socket選項)，當你調用close( or closesocket，以下說close不再重複)時，如果發送緩衝中還有數據，TCP會繼續把數據發送完。
b. 發送了FIN只是表示這端不能繼續發送數據(應用層不能再調用send發送)，但是還可以接收數據。
c. 應用層如何知道對端關閉？通常，在最簡單的阻塞模型中，當你調用recv時，如果返回0，則表示對端關閉。在這個時候通常的做法就是也調用close，那麼TCP層就發送FIN，繼續完成四次握手。如果你不調用close，那麼對端就會處於FIN_WAIT_2狀態，而本端則會處於CLOSE_WAIT狀態。這個可以寫代碼試試。
d. 在很多時候，TCP連接的斷開都會由TCP層自動進行，例如你CTRL+C終止你的程序，TCP連接依然會正常關閉，你可以寫代碼試試。
插曲：
特別的TIME_WAIT狀態：
從以上TCP連接關閉的狀態轉換圖可以看出，主動關閉的一方在發送完對對方FIN報文的確認(ACK)報文後，會進入TIME_WAIT狀態。TIME_WAIT狀態也稱爲2MSL狀態。
什麼是2MSL？MSL即Maximum Segment Lifetime，也就是報文最大生存時間，引用《TCP/IP詳解》中的話：“它(MSL)是任何報文段被丟棄前在網絡內的最長時間。”那麼，2MSL也就是這個時間的2倍。其實我覺得沒必要把這個MSL的確切含義搞明白，你所需要明白的是，當TCP連接完成四個報文段的交換時，主動關閉的一方將繼續等待一定時間(2-4分鐘)，即使兩端的應用程序結束。你可以寫代碼試試，然後用setstat查看下。
爲什麼需要2MSL？根據《TCP/IP詳解》和《The TCP/IP Guide》中的說法，有兩個原因：
其一，保證發送的ACK會成功發送到對方，如何保證？我覺得可能是通過超時計時器發送。這個就很難用代碼演示了。
其二，報文可能會被混淆，意思是說，其他時候的連接可能會被當作本次的連接。直接引用《The TCP/IP Guide》的說法：The second is to provide a “buffering period” between the end of this connection and any subsequent ones. If not for this period, it is possible that packets from different connections could be mixed, creating confusion.
TIME_WAIT狀態所帶來的影響：（1到4分鐘）
當某個連接的一端處於TIME_WAIT狀態時，該連接將不能再被使用。事實上，對於我們比較有現實意義的是，這個端口將不能再被使用。某個端口處於TIME_WAIT狀態(其實應該是這個連接)時，這意味着這個TCP連接並沒有斷開(完全斷開)，那麼，如果你bind這個端口，就會失敗。對於服務器而言，如果服務器突然crash掉了，那麼它將無法在2MSL內重新啓動，因爲bind會失敗。解決這個問題的一個方法就是設置socket的SO_REUSEADDR選項。這個選項意味着你可以重用一個地址。
對於TIME_WAIT的插曲：
當建立一個TCP連接時，服務器端會繼續用原有端口監聽，同時用這個端口與客戶端通信。而客戶端默認情況下會使用一個隨機端口與服務器端的監聽端口通信。有時候，爲了服務器端的安全性，我們需要對客戶端進行驗證，即限定某個IP某個特定端口的客戶端。客戶端可以使用bind來使用特定的端口。對於服務器端，當設置了SO_REUSEADDR選項時，它可以在2MSL內啓動並listen成功。但是對於客戶端，當使
用bind並設置SO_REUSEADDR時，如果在2MSL內啓動，雖然bind會成功，但是在windows平臺上connect會失敗。而在linux上則不存在這個問題。(我的實驗平臺：winxp, ubuntu7.10)
要解決windows平臺的這個問題，可以設置SO_LINGER選項。SO_LINGER選項決定調用close時TCP的行爲。SO_LINGER涉及到linger結構體，如果設置結構體中l_onoff爲非0，l_linger爲0，那麼調用close時TCP連接會立刻斷開，TCP不會將發送緩衝中未發送的數據發送，而是立即發送一個RST報文給對方，這個時候TCP連接(關閉時)就不會進入TIME_WAIT狀態。如你所見，這樣做雖然解決了問題，但是並不安全。通過以上方式設置SO_LINGER狀態，等同於設置SO_DONTLINGER狀態。
斷開連接時的意外：
這個算不上斷開連接時的意外，當TCP連接發生一些物理上的意外情況時，例如網線斷開，linux上的TCP實現會依然認爲該連接有效，而windows則會在一定時間後返回錯誤信息。這似乎可以通過設置SO_KEEPALIVE選項來解決，不過不知道這個選項是否對於所有平臺都有效。
