字节一面TCP三次握手，问的好细

　　大家好，我是小林。
　　有位读者在面试字节时，被问到这么个问题：
　　概括起来，是这两个问题：  TCP 三次握手中，客户端收到的第二次握手中 ack 确认号不是自己期望的，会发生什么？是直接丢弃 or 回 RST 报文？  什么情况下会收到不正确的 ack（第二次握手中的 ack） 呢？  问题解答
　　不卖关子，直接说这个问题，是 回 RST 报文 。过程如下图：
　　三次握手避免历史连接
　　当客户端连续发送多次建立连接的 SYN 报文，然后在网络拥堵的情况，就会发生客户端收到不正确的 ack 的情况。具体过程如下：  客户端先发送了 SYN（seq = 90） 报文，但是被网络阻塞了，服务端并没有收到，接着客户端又重新发送了 SYN（seq = 100） 报文，注意不是重传 SYN，重传的 SYN 的序列号是一样的。  「旧 SYN 报文」比「最新的 SYN 」 报文早到达了服务端，那么此时服务端就会回一个 SYN + ACK 报文给客户端，此报文的确认号是 91（90+1）。  客户端收到后，发行自己期望收到的确认号应该是 100+1，而不是 90 + 1，于是就会回 RST 报文。  服务端收到 RST 报文后，就会中止连接。  后续最新的 SYN 抵达了服务端后，客户端与服务端就可以正常的完成三次握手了。
　　上述中的「旧 SYN 报文」称为历史连接，TCP 使用三次握手建立连接的 最主要原因就是防止「历史连接」初始化了连接 。
　　我们也可以从 RFC 793 知道 TCP 连接使用三次握手的首要原因：
　　The principle reason for the three-way handshake is to prevent old duplicate connection initiations from causing confusion.
　　简单来说，三次握手的首要原因是为了防止旧的重复连接初始化造成混乱。RFC 给出的三次握手防止历史连接的案例图如下：
　　RFC 793
　　如果是两次握手连接，就无法阻止历史连接，那 为什么 TCP 两次握手为什么无法阻止历史连接呢？
　　我先直接说结论，主要是因为 在两次握手的情况下，「被动发起方」没有中间状态给「主动发起方」来阻止历史连接，导致「被动发起方」可能建立一个历史连接，造成资源浪费 。
　　你想想，两次握手的情况下，「被动发起方」在收到 SYN 报文后，就进入 ESTABLISHED 状态，意味着这时可以给对方发送数据给，但是「主动发」起方此时还没有进入 ESTABLISHED 状态，假设这次是历史连接，主动发起方判断到此次连接为历史连接，那么就会回 RST 报文来断开连接，而「被动发起方」在第一次握手的时候就进入 ESTABLISHED 状态，所以它可以发送数据的，但是它并不知道这个是历史连接，它只有在收到 RST 报文后，才会断开连接。
　　两次握手无法阻止历史连接
　　可以看到，上面这种场景下，「被动发起方」在向「主动发起方」发送数据前，并没有阻止掉历史连接，导致「被动发起方」建立了一个历史连接，又白白发送了数据，妥妥地浪费了「被动发起方」的资源。
　　因此， 要解决这种现象，最好就是在「被动发起方」发送数据前，也就是建立连接之前，要阻止掉历史连接，这样就不会造成资源浪费，而要实现这个功能，就需要三次握手 。 源码分析
　　我说回 RST 就回 RST 吗？当然不是了，肯定得用源码证明我说的这个结论。
　　听到要源码分析，可能有的同学就怂了。
　　其实要分析我们今天这个问题，只要懂 if else 就行了，我也会用中文来表述代码的逻辑，所以单纯看我的文字也是可以的。
　　这次我们重点分析的是，在 SYN_SENT 状态下，收到不正确的确认号的 syn+ack 报文是如何处理的。
　　处于 SYN_SENT 状态下的客户端，在收到服务端的 syn+ack 报文后，最终会调用 tcp_rcv_state_process，在这里会根据 TCP 状态做对应的处理，这里我们只关注 SYN_SENT 状态。  // net/ipv4/tcp_ipv4.c int tcp_rcv_state_process(struct sock *sk, struct sk_buff *skb) {  ...     int queued = 0;      ...     switch (sk->sk_state) {  case TCP_CLOSE:   ...  case TCP_LISTEN:   ...  case TCP_SYN_SENT:     ....   queued = tcp_rcv_synsent_state_process(sk, skb, th);   if (queued >= 0)    return queued;     ...  }
　　可以看到，接下来，会继续调用 tcp_rcv_synsent_state_process 函数。  static int tcp_rcv_synsent_state_process(struct sock *sk, struct sk_buff *skb,       const struct tcphdr *th) {  ....   if (th->ack) {   /* rfc793:    * ＂If the state is SYN-SENT then    *    first check the ACK bit    *      If the ACK bit is set    *   If SEG.ACK =< ISS, or SEG.ACK > SND.NXT, send    *        a reset (unless the RST bit is set, if so drop    *        the segment and return)＂    */     // ack 的确认号不是预期的   if (!after(TCP_SKB_CB(skb)->ack_seq, tp->snd_una) ||       after(TCP_SKB_CB(skb)->ack_seq, tp->snd_nxt))       //回 RST 报文    goto reset_and_undo;    ... }
　　从上面的函数，就可以得知了，客户端在 SYN_SENT 状态下，收到不正确的确认号的 syn+ack 报文会回 RST 报文。  小结
　　TCP 三次握手中，客户端收到的第二次握手中 ack 确认号不是自己期望的，会发生什么？是直接丢弃 or 回 RST 报文？
　　回 RST 报文。
　　什么情况下会收到不正确的 ack（第二次握手中的 ack） 呢？
　　当客户端发起多次 SYN 报文，然后网络拥堵的情况下，「旧的 SYN 报文」比「新的 SYN 报文」早抵达服务端，此时服务端就会按照收到的「旧的 SYN 报文」回复 syn+ack 报文，而此报文的确认号并不是客户端期望收到的，于是客户端就会回 RST 报文。
　　完！
　　用 RFC 文档+源码的方说明我的结论，这么严谨的小林，没谁了吧
　　原文链接：https://mp.weixin.qq.com/s/sqkYBM-4l4qFFPkjY_zCJA