一、TCP狀態轉換圖
下圖對排除和定位網絡或系統故障時大有幫助，也幫助我們更好的編寫Linux程序，對嵌入式開發也有指導意義。
先回顧一下TCP建立連接的三次握手過程，以及關閉連接的四次握手過程：
1、建立連接協議（三次握手）
（1）客戶端發送一個帶SYN標志的TCP報文到服務器。這是三次握手過程中的報文1。
（2） 服務器端回應客戶端的，這是三次握手中的第2個報文，這個報文同時帶ACK標志和SYN標志。因此它表示對剛才客戶端SYN報文的回應；同時又標志SYN給客戶端，詢問客戶端是否准備好進行數據通訊。
（3） 客戶必須再次回應服務段一個ACK報文，這是報文段3。
2、連接終止協議（四次握手）
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。這原則是當一方完成它的數據發送任務后就能發送一個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后仍能發送數據。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） TCP客戶端發送一個FIN，用來關閉客戶到服務器的數據傳送（報文段4）。
（2） 服務器收到這個FIN，它發回一個ACK，確認序號為收到的序號加1（報文段5）。和SYN一樣，一個FIN將占用一個序號。
（3） 服務器關閉客戶端的連接，發送一個FIN給客戶端（報文段6）。
（4） 客戶段發回ACK報文確認，並將確認序號設置為收到序號加1（報文段7）。
有了以上的回顧，我們就可以很好的理解上圖各狀態以及其對應的轉換條件了：
CLOSED: 這個沒什么好說的了，表示初始狀態。 LISTEN: 這個也是非常容易理解的一個狀態，表示服務器端的某個SOCKET處於監聽狀態，可以接受連接了。 SYN_RCVD: 這個狀態表示接受到了SYN報文，在正常情況下，這個狀態是服務器端的SOCKET在建立TCP連接時的三次握手會話過程中的一個中間狀態，很短暫，基本 上用netstat你是很難看到這種狀態的，除非你特意寫了一個客戶端測試程序，故意將三次TCP握手過程中最后一個ACK報文不予發送。因此這種狀態 時，當收到客戶端的ACK報文后，它會進入到ESTABLISHED狀態。 SYN_SENT: 這個狀態與SYN_RCVD遙想呼應，當客戶端SOCKET執行CONNECT連接時，它首先發送SYN報文，因此也隨即它會進入到了SYN_SENT狀 態，並等待服務端的發送三次握手中的第2個報文。SYN_SENT狀態表示客戶端已發送SYN報文。 ESTABLISHED: 這個容易理解了，表示連接已經建立了。 FIN_WAIT_1（重要）: 這個狀態要好好解釋一下，其實FIN_WAIT_1和FIN_WAIT_2狀態的真正含義都是表示等待對方的FIN報文。而這兩種狀態的區別 是：FIN_WAIT_1狀態實際上是當SOCKET在ESTABLISHED狀態時，它想主動關閉連接，向對方發送了FIN報文，此時該SOCKET即 進入到FIN_WAIT_1狀態。而當對方回應ACK報文后，則進入到FIN_WAIT_2狀態，當然在實際的正常情況下，無論對方何種情況下，都應該馬 上回應ACK報文，所以FIN_WAIT_1狀態一般是比較難見到的，而FIN_WAIT_2狀態還有時常常可以用netstat看到。 FIN_WAIT_2（重要）: 上面已經詳細解釋了這種狀態，實際上FIN_WAIT_2狀態下的SOCKET，表示半連接，也即有一方要求close連接，但另外還告訴對方，我暫時還有點數據需要傳送給你，稍后再關閉連接。 TIME_WAIT（重要、共詳細的請看下圖的2MSL）: 表示收到了對方的FIN報文，並發送出了ACK報文，就等2MSL后即可回到CLOSED可用狀態了。如果FIN_WAIT_1狀態下，收到了對方同時帶 FIN標志和ACK標志的報文時，可以直接進入到TIME_WAIT狀態，而無須經過FIN_WAIT_2狀態。 CLOSING: 這種狀態比較特殊，實際情況中應該是很少見，屬於一種比較罕見的例外狀態。正常情況下，當你發送FIN報文后，按理來說是應該先收到（或同時收到）對方的 ACK報文，再收到對方的FIN報文。但是CLOSING狀態表示你發送FIN報文后，並沒有收到對方的ACK報文，反而卻也收到了對方的FIN報文。什 么情況下會出現此種情況呢？其實細想一下，也不難得出結論：那就是如果雙方幾乎在同時close一個SOCKET的話，那么就出現了雙方同時發送FIN報 文的情況，也即會出現CLOSING狀態，表示雙方都正在關閉SOCKET連接。 CLOSE_WAIT: 這種狀態的含義其實是表示在等待關閉。怎么理解呢？當對方close一個SOCKET后發送FIN報文給自己，你系統毫無疑問地會回應一個ACK報文給對 方，此時則進入到CLOSE_WAIT狀態。接下來呢，實際上你真正需要考慮的事情是察看你是否還有數據發送給對方，如果沒有的話，那么你也就可以 close這個SOCKET，發送FIN報文給對方，也即關閉連接。所以你在CLOSE_WAIT狀態下，需要完成的事情是等待你去關閉連接。 LAST_ACK: 這個狀態還是比較容易好理解的，它是被動關閉一方在發送FIN報文后，最后等待對方的ACK報文。當收到ACK報文后，也即可以進入到CLOSED可用狀態了。
二、TCP流量控制(滑動窗口)
介紹UDP時我們描述了這樣的問題：如果發送端發送的速度較快，接收端接收到數據后處理的速度較慢，而接收緩沖區的大小是固定的，就會丟失數據。TCP協議通過“滑動窗口（Sliding Window）”機制（防止出現丟包）解決這一問題。看下圖的通訊過程。
1.發送端發起連接，聲明最大段尺寸是1460，初始序號是0，窗口大小是4K，表示“我的接收緩沖區還有4K字節空閑，你發的數據不要超過4K”。接收端應答連接請求，聲明最大段尺寸是1024，初始序號是8000，窗口大小是6K。發送端應答，三方握手結束。
2.發送端發出段4-9，每個段帶1K的數據，發送端根據窗口大小知道接收端的緩沖區滿了，因此停止發送數據。
3.接收端的應用程序提走2K數據，接收緩沖區又有了2K空閑，接收端發出段10，在應答已收到6K數據的同時聲明窗口大小為2K。
4.接收端的應用程序又提走2K數據，接收緩沖區有4K空閑，接收端發出段11，重新聲明窗口大小為4K。
5.發送端發出段12-13，每個段帶2K數據，段13同時還包含FIN位。
6.接收端應答接收到的2K數據（6145-8192），再加上FIN位占一個序號8193，因此應答序號是8194，連接處於半關閉狀態，接收端同時聲明窗口大小為2K。
7.接收端的應用程序提走2K數據，接收端重新聲明窗口大小為4K。
8.接收端的應用程序提走剩下的2K數據，接收緩沖區全空，接收端重新聲明窗口大小為6K。
9.接收端的應用程序在提走全部數據后，決定關閉連接，發出段17包含FIN位，發送端應答，連接完全關閉。
上圖在接收端用小方塊表示1K數據，實心的小方塊表示已接收到的數據，虛線框表示接收緩沖區，因此套在虛線框中的空心小方塊表示窗口大小，從圖中可以看出，隨着應用程序提走數據，虛線框是向右滑動的，因此稱為滑動窗口。
從這個例子還可以看出，發送端是一K一K地發送數據，而接收端的應用程序可以兩K兩K地提走數據，當然也有可能一次提走3K或6K數據，或者一次只提走幾個字節的數據，也就是說，應用程序所看到的數據是一個整體，或說是一個流（stream），在底層通訊中這些數據可能被拆成很多數據包來發送，但是一個數據包有多少字節對應用程序是不可見的，因此TCP協議是面向流的協議。而UDP是面向消息的協議，每個UDP段都是一條消息，應用程序必須以消息為單位提取數據，不能一次提取任意字節的數據，這一點和TCP是很不同的。
三、TCP半鏈接狀態
當TCP鏈接中A發送FIN請求關閉，另一段B回應ACK后，B沒有立即發送FIN給A時，A方處在半鏈接狀態，此時A可以接收B發送的數據，但是A已不能再向B發送數據。
#include <sys/socket.h> int shutdown(int sockfd, int how); sockfd： 需要關閉的socket的描述符 how：允許為shutdown操作選擇以下幾種方式: SHUT_RD：關閉連接的讀端。也就是該套接字不再接受數據，任何當前在套接字接受緩沖區的數據將被丟棄。 進程將不能對該套接字發出任何讀操作。 對TCP套接字該調用之后接受到的任何數據將被確認然后無聲的丟棄掉。 SHUT_WR:關閉連接的寫端，進程不能在對此套接字發出寫操作 SHUT_RDWR:相當於調用shutdown兩次：首先是以SHUT_RD,然后以SHUT_WR 使用close中止一 個連接，但它只是減少描述符的參考數，並不直接關閉連接，只有當描述符的參考數為0時才關閉連接。 shutdown可直接關閉描述符，不考慮描述 符的參考數，可選擇中止一個方向的連接。
注意:
1、 如果有多個進程共享一個套接字，close每被調用一次，計數減1，直到計數為0時，也就是所用進程都調用了close，套接字將被釋放。
2、 在多進程中如果一個進程中shutdown(sfd, SHUT_RDWR)后其它的進程將無法進行通信. 如果一個進程close(sfd)將不會影響到其它進程. 得自己理解引用計數的用法了
四、2MSL
2MSL TIME_WAIT狀態存在的理由：
TIME_WAIT狀態的存在有兩個理由：
（1）讓4次握手關閉流程更加可靠；4次握手的最后一個ACK是是由主動關閉方發送出去的，若這個ACK丟失，被動關閉方會再次發一個FIN過來。若主動關閉方能夠保持一個2MSL的TIME_WAIT狀態，則有更大的機會讓丟失的ACK被再次發送出去。
（2）防止lost duplicate對后續新建正常鏈接的傳輸造成破壞。
lost duplicate在實際的網絡中非常常見，經常是由於路由器產生故障，路徑無法收斂，導致一個packet在路由器A，B，C之間做類似死循環的跳轉。IP頭部有個TTL，限制了一個包在網絡中的最大跳數，因此這個包有兩種命運，要么最后TTL變為0，在網絡中消失；要么TTL在變為0之前路由器路徑收斂，它憑借剩余的TTL跳數終於到達目的地。但非常可惜的是TCP通過超時重傳機制在早些時候發送了一個跟它一模一樣的包，並先於它達到了目的地，因此它的命運也就注定被TCP協議棧拋棄。另外一個概念叫做incarnation connection，指跟上次的socket pair一摸一樣的新連接，叫做incarnation of previous connection。lostduplicate加上incarnation connection，則會對我們的傳輸造成致命的錯誤。大家都知道TCP是流式的，所有包到達的順序是不一致的，依靠序列號由TCP協議棧做順序的拼接；假設一個incarnation connection這時收到的seq=1000, 來了一個lost duplicate為seq=1000,len=1000, 則tcp認為這個lost duplicate合法，並存放入了receive buffer，導致傳輸出現錯誤。通過一個2MSL TIME_WAIT狀態，確保所有的lost duplicate都會消失掉，避免對新連接造成錯誤。
該狀態為什么設計在主動關閉這一方：
（1）發最后ack的是主動關閉一方
（2）只要有一方保持TIME_WAIT狀態，就能起到避免incarnation connection在2MSL內的重新建立，不需要兩方都有
如何正確對待2MSL TIME_WAIT?
RFC要求socket pair在處於TIME_WAIT時，不能再起一個incarnation connection。 但絕大部分TCP實現，強加了更為嚴格的限制。在2MSL等待期間，socket中使用的本地端口在默認情況下不能再被使用。若A 10.234.5.5:1234和B 10.55.55.60:6666建立了連接，A主動關閉，那么在A端只要port為1234，無論對方的port和ip是什么，都不允許再起服務。 顯而易見這是比RFC更為嚴格的限制，RFC僅僅是要求socket pair不一致，而實現當中只要這個port處於TIME_WAIT，就不允許起連接。這個限制對主動打開方來說是無所謂的，因為一般用的是臨時端口；但對於被動打開方，一般是server，就悲劇了，因為server一般是熟知端口。比如http，一般端口是80，不可能允許這個服務在2MSL內不能起來。 解決方案是給服務器的socket設置SO_REUSEADDR選項，這樣的話就算熟知端口處於TIME_WAIT狀態，在這個端口上依舊可以將服務啟動。當然，雖然有了SO_REUSEADDR選項，但sockt pair這個限制依舊存在。比如上面的例子，A通過SO_REUSEADDR選項依舊在1234端口上起了監聽，但這時我們若是從B通過6666端口去連它，TCP協議會告訴我們連接失敗，原因為Address already in use.