你好，我是盛延敏，这是网络编程实战的第 10 讲，欢迎回来。

在前面的基础篇里，我们对网络编程涉及到的基础知识进行了梳理，主要内容包括 C/S 编程模型、TCP 协议、UDP 协议和本地套接字等内容。在提高篇里，我将结合我的经验，引导你对 TCP 和 UDP 进行更深入的理解。

学习完提高篇之后，我希望你对如何提高 TCP 及 UDP 程序的健壮性有一个全面清晰的认识，从而为深入理解性能篇打下良好的基础。

在前面的基础篇里，我们了解了 TCP 四次挥手，在四次挥手的过程中，发起连接断开的一方会有一段时间处于 TIME_WAIT 的状态，你知道 TIME_WAIT 是用来做什么的么？在面试和实战中，TIME_WAIT 相关的问题始终是绕不过去的一道难题。下面就请跟随我，一起找出隐藏在细节下的魔鬼吧。

TIME_WAIT 发生的场景

让我们先从一例线上故障说起。在一次升级线上应用服务之后，我们发现该服务的可用性变得时好时坏，一段时间可以对外提供服务，一段时间突然又不可以，大家都百思不得其解。运维同学登录到服务所在的主机上，使用 netstat 命令查看后才发现，主机上有成千上万处于 TIME_WAIT 状态的连接。

经过层层剖析后，我们发现罪魁祸首就是 TIME_WAIT。为什么呢？我们这个应用服务需要通过发起 TCP 连接对外提供服务。每个连接会占用一个本地端口，当在高并发的情况下，TIME_WAIT 状态的连接过多，多到把本机可用的端口耗尽，应用服务对外表现的症状，就是不能正常工作了。当过了一段时间之后，处于 TIME_WAIT 的连接被系统回收并关闭后，释放出本地端口可供使用，应用服务对外表现为，可以正常工作。这样周而复始，便会出现了一会儿不可以，过一两分钟又可以正常工作的现象。

那么为什么会产生这么多的 TIME_WAIT 连接呢？

这要从 TCP 的四次挥手说起。我在文稿中放了这样一张图。


TCP 连接终止时，主机 1 先发送 FIN 报文，主机 2 进入 CLOSE_WAIT 状态，并发送一个 ACK 应答，同时，主机 2 通过 read 调用获得 EOF，并将此结果通知应用程序进行主动关闭操作，发送 FIN 报文。主机 1 在接收到 FIN 报文后发送 ACK 应答，此时主机 1 进入 TIME_WAIT 状态。

主机 1 在 TIME_WAIT 停留持续时间是固定的，是最长分节生命期 MSL（maximum segment lifetime）的两倍，一般称之为 2MSL。和大多数 BSD 派生的系统一样，Linux 系统里有一个硬编码的字段，名称为TCP_TIMEWAIT_LEN，其值为 60 秒。也就是说，Linux 系统停留在 TIME_WAIT 的时间为固定的 60 秒。

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#define TCP_TIMEWAIT_LEN (60*HZ) /* how long to wait to destroy TIME-        WAIT state, about 60 seconds	*/

过了这个时间之后，主机 1 就进入 CLOSED 状态。为什么是这个时间呢？你可以先想一想，稍后我会给出解答。

你一定要记住一点，只有发起连接终止的一方会进入 TIME_WAIT 状态。这一点面试的时候经常会被问到。

TIME_WAIT 的作用

你可能会问，为什么不直接进入 CLOSED 状态，而要停留在 TIME_WAIT 这个状态？

这要从两个方面来说。

首先，这样做是为了确保最后的 ACK 能让被动关闭方接收，从而帮助其正常关闭。

TCP 在设计的时候，做了充分的容错性设计，比如，TCP 假设报文会出错，需要重传。在这里，如果图中主机 1 的 ACK 报文没有传输成功，那么主机 2 就会重新发送 FIN 报文。

如果主机 1 没有维护 TIME_WAIT 状态，而直接进入 CLOSED 状态，它就失去了当前状态的上下文，只能回复一个 RST 操作，从而导致被动关闭方出现错误。

现在主机 1 知道自己处于 TIME_WAIT 的状态，就可以在接收到 FIN 报文之后，重新发出一个 ACK 报文，使得主机 2 可以进入正常的 CLOSED 状态。

第二个理由和连接“化身”和报文迷走有关系，为了让旧连接的重复分节在网络中自然消失。

我们知道，在网络中，经常会发生报文经过一段时间才能到达目的地的情况，产生的原因是多种多样的，如路由器重启，链路突然出现故障等。如果迷走报文到达时，发现 TCP 连接四元组（源 IP，源端口，目的 IP，目的端口）所代表的连接不复存在，那么很简单，这个报文自然丢弃。

我们考虑这样一个场景，在原连接中断后，又重新创建了一个原连接的“化身”，说是化身其实是因为这个连接和原先的连接四元组完全相同，如果迷失报文经过一段时间也到达，那么这个报文会被误认为是连接“化身”的一个 TCP 分节，这样就会对 TCP 通信产生影响。


所以，TCP 就设计出了这么一个机制，经过 2MSL 这个时间，足以让两个方向上的分组都被丢弃，使得原来连接的分组在网络中都自然消失，再出现的分组一定都是新化身所产生的。

划重点，2MSL 的时间是从主机 1 接收到 FIN 后发送 ACK 开始计时的；如果在 TIME_WAIT 时间内，因为主机 1 的 ACK 没有传输到主机 2，主机 1 又接收到了主机 2 重发的 FIN 报文，那么 2MSL 时间将重新计时。道理很简单，因为 2MSL 的时间，目的是为了让旧连接的所有报文都能自然消亡，现在主机 1 重新发送了 ACK 报文，自然需要重新计时，以便防止这个 ACK 报文对新可能的连接化身造成干扰。

TIME_WAIT 的危害

过多的 TIME_WAIT 的主要危害有两种。

第一是内存资源占用，这个目前看来不是太严重，基本可以忽略。

第二是对端口资源的占用，一个 TCP 连接至少消耗一个本地端口。要知道，端口资源也是有限的，一般可以开启的端口为 32768～61000，也可以通过net.ipv4.ip_local_port_range指定，如果 TIME_WAIT 状态过多，会导致无法创建新连接。这个也是我们在一开始讲到的那个例子。

如何优化 TIME_WAIT？

在高并发的情况下，如果我们想对 TIME_WAIT 做一些优化，来解决我们一开始提到的例子，该如何办呢？

net.ipv4.tcp_max_tw_buckets

一个暴力的方法是通过 sysctl 命令，将系统值调小。这个值默认为 18000，当系统中处于 TIME_WAIT 的连接一旦超过这个值时，系统就会将所有的 TIME_WAIT 连接状态重置，并且只打印出警告信息。这个方法过于暴力，而且治标不治本，带来的问题远比解决的问题多，不推荐使用。

调低 TCP_TIMEWAIT_LEN，重新编译系统

这个方法是一个不错的方法，缺点是需要“一点”内核方面的知识，能够重新编译内核。我想这个不是大多数人能接受的方式。

SO_LINGER 的设置

英文单词“linger”的意思为停留，我们可以通过设置套接字选项，来设置调用 close 或者 shutdown 关闭连接时的行为。

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int setsockopt(int sockfd, int level, int optname, const void *optval,

        socklen_t optlen);

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struct linger {

 int  l_onoff;    /* 0=off, nonzero=on */

 int  l_linger;    /* linger time, POSIX specifies units as seconds */

}

设置 linger 参数有几种可能：

  • 如果l_onoff为 0，那么关闭本选项。l_linger的值被忽略，这对应了默认行为，close 或 shutdown 立即返回。如果在套接字发送缓冲区中有数据残留，系统会将试着把这些数据发送出去。
  • 如果l_onoff为非 0，且l_linger值也为 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。这种关闭的方式称为“强行关闭”。在这种情况下，排队数据不会被发送，被动关闭方也不知道对端已经彻底断开。只有当被动关闭方正阻塞在recv()调用上时，接受到 RST 时，会立刻得到一个“connet reset by peer”的异常。
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struct linger so_linger;

so_linger.l_onoff = 1;

so_linger.l_linger = 0;

setsockopt(s,SOL_SOCKET,SO_LINGER, &so_linger,sizeof(so_linger));
  • 如果l_onoff为非 0，且l_linger的值也非 0，那么调用 close 后，调用 close 的线程就将阻塞，直到数据被发送出去，或者设置的l_linger计时时间到。

第二种可能为跨越 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。

net.ipv4.tcp_tw_reuse：更安全的设置

那么 Linux 有没有提供更安全的选择呢？

当然有。这就是net.ipv4.tcp_tw_reuse选项。

Linux 系统对于net.ipv4.tcp_tw_reuse的解释如下:

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Allow to reuse TIME-WAIT sockets for new connections when it is safe from protocol viewpoint. Default value is 0.It should not be changed without advice/request of technical experts.

这段话的大意是从协议角度理解如果是安全可控的，可以复用处于 TIME_WAIT 的套接字为新的连接所用。

那么什么是协议角度理解的安全可控呢？主要有两点：

  1. 只适用于连接发起方（C/S 模型中的客户端）；
  2. 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，即net.ipv4.tcp_timestamps=1（默认即为 1）。

要知道，TCP 协议也在与时俱进，RFC 1323 中实现了 TCP 拓展规范，以便保证 TCP 的高可用，并引入了新的 TCP 选项，两个 4 字节的时间戳字段，用于记录 TCP 发送方的当前时间戳和从对端接收到的最新时间戳。由于引入了时间戳，我们在前面提到的 2MSL 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。

总结

在今天的内容里，我讲了 TCP 的四次挥手，重点对 TIME_WAIT 的产生、作用以及优化进行了讲解，你需要记住以下三点：

  • TIME_WAIT 的引入是为了让 TCP 报文得以自然消失，同时为了让被动关闭方能够正常关闭；
  • 不要试图使用SO_LINGER设置套接字选项，跳过 TIME_WAIT；
  • 现代 Linux 系统引入了更安全可控的方案，可以帮助我们尽可能地复用 TIME_WAIT 状态的连接。

思考题

最后按照惯例，我留两道思考题，供你消化今天的内容。

  1. 最大分组 MSL 是 TCP 分组在网络中存活的最长时间，你知道这个最长时间是如何达成的？换句话说，是怎么样的机制，可以保证在 MSL 达到之后，报文就自然消亡了呢？
  2. RFC 1323 引入了 TCP 时间戳，那么这需要在发送方和接收方之间定义一个统一的时钟吗？

欢迎你在评论区写下你的思考，如果通过这篇文章你理解了 TIME_WAIT，欢迎你把这篇文章分享给你的朋友或者同事，一起交流学习一下。