TCP优化二：TCP 四次挥手性能优化

TCP 四次挥手性能优化

先了解四次挥手状态变迁的过程：

客户端和服务端双方都可以主动断开连接，通常先关闭连接的一方称为主动方，后关闭连接的一方称为被动方。

可以看到，四次挥手过程只涉及了两种报文，分别是 FIN 和 ACK：

• FIN 就是结束连接的意思，谁发出 FIN 报文，就表示它将不会再发送任何数据，关闭这一方向上的传输通道；
• ACK 就是确认的意思，用来通知对方：你方的发送通道已经关闭；

四次挥手的过程:

1. 当主动方关闭连接时，会发送 FIN 报文，此时发送方的 TCP 连接将从 ESTABLISHED 变成 FIN_WAIT1。
2. 当被动方收到 FIN 报文后，内核会自动回复 ACK 报文，连接状态将从 ESTABLISHED 变成 CLOSE_WAIT，表示被动方在等待进程调用 close 函数关闭连接。
3. 当主动方收到这个 ACK 后，连接状态由 FIN_WAIT1 变为 FIN_WAIT2，也就是表示主动方的发送通道就关闭了。
4. 当被动方进入 CLOSE_WAIT 时，被动方还会继续处理数据，等到进程的 read 函数返回 0 后，应用程序就会调用 close 函数，进而触发内核发送 FIN 报文，此时被动方的连接状态变为 LAST_ACK。
5. 当主动方收到这个 FIN 报文后，内核会回复 ACK 报文给被动方，同时主动方的连接状态由 FIN_WAIT2 变为 TIME_WAIT，在 Linux 系统下大约等待 1 分钟后，TIME_WAIT 状态的连接才会彻底关闭。
6. 当被动方收到最后的 ACK 报文后，被动方的连接就会关闭。

你可以看到，每个方向都需要一个 FIN 和一个 ACK，因此通常被称为四次挥手。

这里一点需要注意是：主动关闭连接的，才有 TIME_WAIT 状态。

主动关闭方和被动关闭方优化的思路也不同，接下来分别说说如何优化他们。

1、主动方的优化

关闭连接的方式通常有两种，分别是 RST 报文关闭和 FIN 报文关闭。

如果进程异常退出了，内核就会发送 RST 报文来关闭，它可以不走四次挥手流程，是一个暴力关闭连接的方式。

安全关闭连接的方式必须通过四次挥手，它由进程调用 close 和 shutdown 函数发起 FIN 报文（shutdown 参数须传入 SHUT_WR 或者 SHUT_RDWR 才会发送 FIN）。

调用 close 函数和 shutdown 函数有什么区别？

调用了 close 函数意味着完全断开连接，完全断开不仅指无法传输数据，而且也不能发送数据。 此时，调用了 close 函数的一方的连接叫做「孤儿连接」，如果你用 netstat -p 命令，会发现连接对应的进程名为空。

使用 close 函数关闭连接是不优雅的。于是，就出现了一种优雅关闭连接的 shutdown 函数，它可以控制只关闭一个方向的连接：

第二个参数决定断开连接的方式，主要有以下三种方式：

1. SHUT_RD(0)：关闭连接的「读」这个方向，如果接收缓冲区有已接收的数据，则将会被丢弃，并且后续再收到新的数据，会对数据进行 ACK，然后悄悄地丢弃。也就是说，对端还是会接收到 ACK，在这种情况下根本不知道数据已经被丢弃了。
2. SHUT_WR(1)：关闭连接的「写」这个方向，这就是常被称为「半关闭」的连接。如果发送缓冲区还有未发送的数据，将被立即发送出去，并发送一个 FIN 报文给对端。
3. SHUT_RDWR(2)：相当于 SHUT_RD 和 SHUT_WR 操作各一次，关闭套接字的读和写两个方向。
   close 和 shutdown 函数都可以关闭连接，但这两种方式关闭的连接，不只功能上有差异，控制它们的 Linux 参数也不相同。

FIN_WAIT1 状态的优化

主动方发送 FIN 报文后，连接就处于 FIN_WAIT1 状态，正常情况下，如果能及时收到被动方的 ACK，则会很快变为 FIN_WAIT2 状态。

但是当迟迟收不到对方返回的 ACK 时，连接就会一直处于 FIN_WAIT1 状态。此时，内核会定时重发 FIN 报文，其中重发次数由 tcp_orphan_retries 参数控制（注意，orphan 虽然是孤儿的意思，该参数却不只对孤儿连接有效，事实上，它对所有 FIN_WAIT1 状态下的连接都有效），默认值是 0。

如果 FIN_WAIT1 状态连接很多，我们就需要考虑降低 tcp_orphan_retries 的值，当重传次数超过 tcp_orphan_retries 时，连接就会直接关闭掉。

对于普遍正常情况时，调低 tcp_orphan_retries 就已经可以了。如果遇到恶意攻击，FIN 报文根本无法发送出去，这由 TCP 两个特性导致的：

• 首先，TCP 必须保证报文是有序发送的，FIN 报文也不例外，当发送缓冲区还有数据没有发送时，FIN 报文也不能提前发送。
• 其次，TCP 有流量控制功能，当接收方接收窗口为 0 时，发送方就不能再发送数据。所以，当攻击者下载大文件时，就可以通过接收窗口设为 0 ，这就会使得 FIN 报文都无法发送出去，那么连接会一直处于 FIN_WAIT1 状态。

解决这种问题的方法，是调整 tcp_max_orphans 参数，它定义了「孤儿连接」的最大数量：

当进程调用了 close 函数关闭连接，此时连接就会是「孤儿连接」，因为它无法再发送和接收数据。Linux 系统为了防止孤儿连接过多，导致系统资源长时间被占用，就提供了 tcp_max_orphans 参数。如果孤儿连接数量大于它，新增的孤儿连接将不再走四次挥手，而是直接发送 RST 复位报文强制关闭。

FIN_WAIT2 状态的优化

当主动方收到 ACK 报文后，会处于 FIN_WAIT2 状态，就表示主动方的发送通道已经关闭，接下来将等待对方发送 FIN 报文，关闭对方的发送通道。

这时，如果连接是用 shutdown 函数关闭的，连接可以一直处于 FIN_WAIT2 状态，因为它可能还可以发送或接收数据。但对于 close 函数关闭的孤儿连接，由于无法再发送和接收数据，所以这个状态不可以持续太久，而 tcp_fin_timeout 控制了这个状态下连接的持续时长，默认值是 60 秒：

它意味着对于孤儿连接（调用 close 关闭的连接），如果在 60 秒后还没有收到 FIN 报文，连接就会直接关闭。

TIME_WAIT 状态的优化

TIME_WAIT 是主动方四次挥手的最后一个状态，也是最常遇见的状态。

当收到被动方发来的 FIN 报文后，主动方会立刻回复 ACK，表示确认对方的发送通道已经关闭，接着就处于 TIME_WAIT 状态。在 Linux 系统，TIME_WAIT 状态会持续 60 秒后才会进入关闭状态。

TIME_WAIT 状态的连接，在主动方看来确实快已经关闭了。然后，被动方没有收到 ACK 报文前，还是处于 LAST_ACK 状态。如果这个 ACK 报文没有到达被动方，被动方就会重发 FIN 报文。重发次数仍然由前面介绍过的 tcp_orphan_retries 参数控制。

TIME-WAIT 的状态尤其重要，主要是两个原因：

• 防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收；
• 保证「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭；

原因一：防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收

TIME-WAIT 的一个作用是防止收到历史数据，从而导致数据错乱的问题。

假设 TIME-WAIT 没有等待时间或时间过短，被延迟的数据包抵达后会发生什么呢？

1. 服务端在关闭连接之前发送的 SEQ = 301 报文，被网络延迟了。
2. 接着，服务端以相同的四元组重新打开了新连接，前面被延迟的 SEQ = 301 这时抵达了客户端，而且该数据报文的序列号刚好在客户端接收窗口内，因此客户端会正常接收这个数据报文，但是这个数据报文是上一个连接残留下来的，这样就产生数据错乱等严重的问题。

为了防止历史连接中的数据，被后面相同四元组的连接错误的接收，因此 TCP 设计了 TIME_WAIT 状态，状态会持续 2MSL 时长，这个时间足以让两个方向上的数据包都被丢弃，使得原来连接的数据包在网络中都自然消失，再出现的数据包一定都是新建立连接所产生的。

原因二：保证「被动关闭连接」的一方，能被正确的关闭

TIME-WAIT 作用是等待足够的时间以确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。

如果客户端（主动关闭方）最后一次 ACK 报文（第四次挥手）在网络中丢失了，那么按照 TCP 可靠性原则，服务端（被动关闭方）会重发 FIN 报文。

假设客户端没有 TIME_WAIT 状态，而是在发完最后一次回 ACK 报文就直接进入 CLOSED 状态，如果该 ACK 报文丢失了，服务端则重传的 FIN 报文，而这时客户端已经进入到关闭状态了，在收到服务端重传的 FIN 报文后，就会回 RST 报文。

服务端收到这个 RST 并将其解释为一个错误（Connection reset by peer），这对于一个可靠的协议来说不是一个优雅的终止方式。

为了防止这种情况出现，客户端必须等待足够长的时间确保对端收到 ACK，如果对端没有收到 ACK，那么就会触发 TCP 重传机制，服务端会重新发送一个 FIN，这样一去一来刚好两个 MSL 的时间。

为什么 TIME_WAIT 状态要保持 60 秒呢？

这与孤儿连接 FIN_WAIT2 状态默认保留 60 秒的原理是一样的，因为这两个状态都需要保持 2MSL 时长。MSL 全称是 Maximum Segment Lifetime，它定义了一个报文在网络中的最长生存时间（报文每经过一次路由器的转发，IP 头部的 TTL 字段就会减 1，减到 0 时报文就被丢弃，这就限制了报文的最长存活时间）。

为什么是 2 MSL 的时长呢？这其实是相当于至少允许报文丢失一次。比如，若 ACK 在一个 MSL 内丢失，这样被动方重发的 FIN 会在第 2 个 MSL 内到达，TIME_WAIT 状态的连接可以应对。

虽然 TIME_WAIT 状态有存在的必要，但它毕竟会消耗系统资源。如果发起连接一方的 TIME_WAIT 状态过多，占满了所有端口资源，则会导致无法创建新连接。

客户端（发起连接方）受端口资源限制：

• 客户端TIME_WAIT过多，就会导致端口资源被占用，因为端口就 65536 个，被占满就会导致无法创建新的连接。

服务端（被动连接方）受系统资源限制：

• 由于一个四元组表示 TCP 连接，理论上服务端可以建立很多连接，因为服务端只监听一个端口，不会因为 TCP 连接过多而导致端口资源受限。但是 TCP 连接过多，会占用系统资源，比如文件描述符、内存资源、CPU 资源、线程资源等。

另外，Linux 提供了 tcp_max_tw_buckets 参数，当 TIME_WAIT 的连接数量超过该参数时，新关闭的连接就不再经历 TIME_WAIT 而直接关闭：

当服务器的并发连接增多时，相应地，同时处于 TIME_WAIT 状态的连接数量也会变多，此时就应当调大 tcp_max_tw_buckets 参数，减少不同连接间数据错乱的概率。tcp_max_tw_buckets 也不是越大越好，毕竟端口和系统资源都是有限的。

有一种方式可以在建立新连接时，复用处于 TIME_WAIT 状态的连接，那就是打开 tcp_tw_reuse 参数。但是需要注意，该参数是只用于客户端（建立连接的发起方），因为是在调用 connect() 时起作用的，而对于服务端（被动连接方）是没有用的。

tcp_tw_reuse 从协议角度理解是安全可控的，可以复用处于 TIME_WAIT 的端口为新的连接所用。

什么是协议角度理解的安全可控呢？主要有两点：

• 只适用于连接发起方，也就是 C/S 模型中的客户端；
• 对应的 TIME_WAIT 状态的连接创建时间超过 1 秒才可以被复用。

使用这个选项，还有一个前提，需要打开对 TCP 时间戳的支持（对方也要打开 ）：

由于引入了时间戳，它能带来了些好处：

• 我们在前面提到的 2MSL（TIME_WAIT状态的持续时间） 问题就不复存在了，因为重复的数据包会因为时间戳过期被自然丢弃；
• 同时，它还可以防止序列号绕回，也是因为重复的数据包会由于时间戳过期被自然丢弃；

时间戳是在 TCP 的选项字段里定义的，开启了时间戳功能，在 TCP 报文传输的时候会带上发送报文的时间戳。

另外，老版本的 Linux 还提供了 tcp_tw_recycle 参数，但是当开启了它，允许处于 TIME_WAIT 状态的连接被快速回收，但是有个大坑。

开启了 recycle 和 timestamps 选项，就会开启一种叫 per-host 的 PAWS（判断TCP 报文中时间戳是否是历史报文） 机制，per-host 是对「对端 IP 做 PAWS 检查」，而非对「IP + 端口」四元组做 PAWS 检查。

但是如果客户端网络环境是用了 NAT 网关，那么客户端环境的每一台机器通过 NAT 网关后，都会是相同的 IP 地址，在服务端看来，就好像只是在跟一个客户端打交道一样，无法区分出来。

Per-host PAWS 机制利用 TCP option 里的 timestamp 字段的增长来判断串扰数据，而 timestamp 是根据客户端各自的 CPU tick 得出的值。

当客户端 A 通过 NAT 网关和服务器建立 TCP 连接，然后服务器主动关闭并且快速回收 TIME-WAIT 状态的连接后，客户端 B 也通过 NAT 网关和服务器建立 TCP 连接，注意客户端 A 和 客户端 B 因为经过相同的 NAT 网关，所以是用相同的 IP 地址与服务端建立 TCP 连接，如果客户端 B 的 timestamp 比 客户端 A 的 timestamp 小，那么由于服务端的 per-host 的 PAWS 机制的作用，服务端就会丢弃客户端主机 B 发来的 SYN 包。

因此，tcp_tw_recycle 在使用了 NAT 的网络下是存在问题的，如果它是对 TCP 四元组做 PAWS 检查，而不是对「相同的 IP 做 PAWS 检查」，那么就不会存在这个问题了。

所以，不建议开启 tcp_tw_recycle 参数来优化 TCP ，在 Linux 4.12 版本后，Linux 内核直接取消了这一参数，建议关闭它：

另外，我们可以在程序中设置 socket 选项，来设置调用 close 关闭连接行为。

如果 l_onoff 为非 0， 且 l_linger 值为 0，那么调用 close 后，会立该发送一个 RST 标志给对端，该 TCP 连接将跳过四次挥手，也就跳过了 TIME_WAIT 状态，直接关闭。

但这为跨越 TIME_WAIT 状态提供了一个可能，不过是一个非常危险的行为，不值得提倡。

2、被动方的优化

当被动方收到 FIN 报文时，内核会自动回复 ACK，同时连接处于 CLOSE_WAIT 状态，顾名思义，它表示等待应用进程调用 close 函数关闭连接。

内核没有权利替代进程去关闭连接，因为如果主动方是通过 shutdown 关闭连接，那么它就是想在半关闭连接上接收数据或发送数据。因此，Linux 并没有限制 CLOSE_WAIT 状态的持续时间。

当然，大多数应用程序并不使用 shutdown 函数关闭连接。所以，当你用 netstat 命令发现大量 CLOSE_WAIT 状态。就需要排查你的应用程序，因为可能因为应用程序出现了 Bug，read 函数返回 0 时，没有调用 close 函数。

处于 CLOSE_WAIT 状态时，调用了 close 函数，内核就会发出 FIN 报文关闭发送通道，同时连接进入 LAST_ACK 状态，等待主动方返回 ACK 来确认连接关闭。

如果迟迟收不到这个 ACK，内核就会重发 FIN 报文，重发次数仍然由 tcp_orphan_retries 参数控制，这与主动方重发 FIN 报文的优化策略一致。

还有一点我们需要注意的，如果被动方迅速调用 close 函数，那么被动方的 ACK 和 FIN 有可能在一个报文中发送，这样看起来，四次挥手会变成三次挥手，这只是一种特殊情况，不用在意。

如果连接双方同时关闭连接，会怎么样？

由于 TCP 是双全工的协议，所以是会出现两方同时关闭连接的现象，也就是同时发送了 FIN 报文。

此时，上面介绍的优化策略仍然适用。两方发送 FIN 报文时，都认为自己是主动方，所以都进入了 FIN_WAIT1 状态，FIN 报文的重发次数仍由 tcp_orphan_retries 参数控制。

接下来，双方在等待 ACK 报文的过程中，都等来了 FIN 报文。这是一种新情况，所以连接会进入一种叫做 CLOSING 的新状态，它替代了 FIN_WAIT2 状态。接着，双方内核回复 ACK 确认对方发送通道的关闭后，进入 TIME_WAIT 状态，等待 2MSL 的时间后，连接自动关闭。

3、小结

针对 TCP 四次挥手的优化，我们需要根据主动方和被动方四次挥手状态变化来调整系统 TCP 内核参数。

主动方的优化

主动发起 FIN 报文断开连接的一方，如果迟迟没收到对方的 ACK 回复，则会重传 FIN 报文，重传的次数由 tcp_orphan_retries 参数决定。

当主动方收到 ACK 报文后，连接就进入 FIN_WAIT2 状态，根据关闭的方式不同，优化的方式也不同：

• 如果这是 close 函数关闭的连接，那么它就是孤儿连接。如果 tcp_fin_timeout 秒内没有收到对方的 FIN 报文，连接就直接关闭。同时，为了应对孤儿连接占用太多的资源，tcp_max_orphans 定义了最大孤儿连接的数量，超过时连接就会直接释放。
• 反之是 shutdown 函数关闭的连接，则不受此参数限制；
  当主动方接收到 FIN 报文，并返回 ACK 后，主动方的连接进入 TIME_WAIT 状态。这一状态会持续 1 分钟，为了防止 TIME_WAIT 状态占用太多的资源，tcp_max_tw_buckets 定义了最大数量，超过时连接也会直接释放。

当 TIME_WAIT 状态过多时，还可以通过设置 tcp_tw_reuse 和 tcp_timestamps 为 1 ，将 TIME_WAIT 状态的端口复用于作为客户端的新连接，注意该参数只适用于客户端。

被动方的优化

被动关闭的连接方应对非常简单，它在回复 ACK 后就进入了 CLOSE_WAIT 状态，等待进程调用 close 函数关闭连接。因此，出现大量 CLOSE_WAIT 状态的连接时，应当从应用程序中找问题。

当被动方发送 FIN 报文后，连接就进入 LAST_ACK 状态，在未等到 ACK 时，会在 tcp_orphan_retries 参数的控制下重发 FIN 报文。