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宣告一點：

Linux中是無法修改tcp的TIME_WAIT值的，除非重新編譯，起碼我是沒有找到怎麼改。值得注意的是，net.ipv4.tcp_fin_timeout這個引數是FIN_WAIT_2的值，而不是TIME_WAIT的值。我不知道為何很多人都會把它當成是TIME_WAIT的值，想了一下，我覺得是兩點：
1.TIME_WAIT過於耀眼，以至於所有出現timeout，加上裡面有個tcp的配置，都會想當然往TIME_WAIT上聯絡；
2.FIN_WAIT_2過於默默無聞，以至於很少有人知道它也是一種狀態。
所以，我想大家在學習的時候，不能想當然。

TIME_WAIT的作用

TCP初見於網際網路早期，當時的網路很不穩定，大量的丟包，為了冗餘，大量包複製多徑傳輸，網速慢--正因為如此，TCP才會更有意義。為了保證TCP的嚴格語義，就要避免上述冗餘機制以及網速慢導致的問題，這些問題集中體現在連線關閉時的四次揮手上。
        由於TCP是全雙工的，因此關閉連線必須在兩個方向上分別進行。首先發起關閉的一方為主動關閉方，另一方為被動關閉方。很多人都會在這裡暈掉，實際上四次揮手比三次握手還簡單。四次揮手簡單地分為三個過程：
過程一.主動關閉方傳送FIN，被動關閉方收到後傳送該FIN的ACK；
過程二.被動關閉方傳送FIN，主動關閉方收到後傳送該FIN的ACK；
過程三.被動關閉方收到ACK。
以上三步下來，圓圈就閉合了！也就是說，在過程三後，被動關閉方就可以100%確認連線已經關閉，因此它便可以直接進入CLOSE狀態了，然而主動關閉的一方，它無法確定最後的那個發給被動關閉方的ACK是否已經被收到，據TCP協議規範，不對ACK進行ACK，因此它不可能再收到被動關閉方的任何資料了，因此在這裡就陷入了僵局，TCP連線的主動關閉方如何來保證圓圈的閉合？這裡，協議外的東西起作用了，和STP(Spanning tree)依靠各類超時值來收斂一樣，IP也有一個超時值，即MSL，這類超時值超級重要，因為它們給出了一個物理意義上的不可逾越的界限，它們是自洽協議的唯一外部輸入。MSL表明這是IP報文在地球上存活的最長時間，如果在火星上，Linux的程式碼必須要重新定義MSL的值並且要重新編譯。
       於是問題就解決了，主動關閉一方等待MSL時間再釋放連線，這個狀態就是TIME_WAIT。對於被動關閉的一方，發出FIN之後就處在了LAST_ACK狀態了，既然已經發出FIN了，缺的無非也就是個ACK，連線本身其實已經關閉了，因此被動關閉的一方就沒有TIME_WAIT狀態。
       實際上，兩倍MSL才能說明一個報文的徹底丟失，因為還要記入其ACK返回時的MSL。

TIME_WAIT的問題

這個就不多說了，由於TIME_WAIT的存在，短連線時關閉的socket會長時間佔據大量的tuple空間。

TIME_WAIT的快速回收

Linux實現了一個TIME_WAIT狀態快速回收的機制，即無需等待兩倍的MSL這麼久的時間，而是等待一個Retrans時間即釋放，也就是等待一個重傳時間(一般超級短，以至於你都來不及能在netstat -ant中看到TIME_WAIT狀態)隨即釋放。釋放了之後，一個連線的tuple元素資訊就都沒有了，而此時，新建立的TCP卻面臨著危險，什麼危險呢？即：
1.可能被之前遲到的FIN包給終止的危險；
2.被之前連線劫持的危險；
...
於是需要有一定的手段避免這些危險。什麼手段呢？雖然曾經連線的tuple資訊沒有了，但是在IP層還可以儲存一個peer資訊，注意這個資訊不單單是用於TCP這個四層協議的，路由邏輯也會使用它，其欄位包括但不限於：
對端IP地址
peer最後一次被TCP觸控到的時間戳
...
在快速釋放掉TIME_WAIT連線之後，peer依然保留著。丟失的僅僅是埠資訊。不過有了peer的IP地址資訊以及TCP最後一次觸控它的時間戳就足夠了，TCP規範給出一個優化，即一個新的連線除了同時觸犯了以下幾點，其它的均可以快速接入，即使它本應該處在TIME_WAIT狀態(但是被即快速回收了)：
1.來自同一臺機器的TCP連線攜帶時間戳；
2.之前同一臺peer機器(僅僅識別IP地址，因為連線被快速釋放了，沒了埠資訊)的某個TCP資料在MSL秒之內到過本機；
3.新連線的時間戳小於peer機器上次TCP到來時的時間戳，且差值大於重放視窗戳。
看樣子只有以上的3點的同時滿足才能拒絕掉一個新連線，要比TIME_WAIT機制設定的障礙導致的連線拒絕機率小很多，但是要看到，上述的快速釋放機制沒有埠資訊！這就把機率擴大了65535倍。然而，如果對於單獨的機器而言，這不算什麼，因此單臺機器的時間戳不可能倒流的，出現上述的3點均滿足時，一定是老的重複資料包又回來了。
        但是，一旦涉及到NAT裝置，就悲催了，因為NAT裝置將資料包的源IP地址都改成了一個地址(或者少量的IP地址)，但是卻基本上不修改TCP包的時間戳，這就帶來了問題。 假設PC1和PC2均啟用了TCP時間戳，它們經過NAT裝置N1往伺服器S1的22埠連線：
PC1：192.168.100.1
PC2：192.168.100.2
N1外網口(即NAT後的地址)：172.16.100.1
S1：172.16.100.2
所有涉事機器的配置：
net.ipv4.tcp_tw_recycle = 1
net.ipv4.tcp_tw_reuse = 1
net.ipv4.tcp_timestamps = 1
TCP的時間戳是根據本機的jiffers，uptime計算的，現在我能保證PC2的時間戳肯定遠小於PC1。現在在PC1上先做一個telnet：
telnet 172.16.100.2 22
連線成功，S1上抓包，得到時間戳timestamps：TS val 698583769
為了讓S1主動關閉進而快速回收TIME_WAIT，在S1上執行：
kill $(ps -ef|grep [s]sh|grep acce|awk -F ' ' '{print $2}');
目的是把僅僅光完成三次握手的連線終止掉而不觸動已經連線的ssh。此時馬上在PC2上telnet：
telnet 172.16.100.2 22
不通！在S1上抓包，得到時間戳timestamps：TS val 27727766。明顯小於PC1的！由於有NAT裝置，S1看來是同一臺機器發出的，且出現了時間戳倒流，連線拒絕！此時在S1上檢視計數值：
cat /proc/net/netstat
發現了PAWSPassive對應的值增加了1，每次PC2重發SYN，該計數值均會增加1，直到一個MSL時間過後，才能連線成功。如果反過來就沒有問題，即先在PC2上telnet，然後S1主動關閉，然後緊接著PC1上telnet依然可以成功，這是因為時間戳是遞增的，不滿足上述的第三點。
       僅僅兩臺機器就出現了這個問題，試問如果大量的源端機器在伺服器的入口處遇到了NAT裝置會怎樣？即一臺三層NAT裝置部署在高負載網站的入口處...沒有誰能保證時間戳小的機器一定先發起連線，各個機器頻繁連線斷開後依然按照時間戳從小到大的順序連線！！
       TIME_WAIT快速回收在Linux上通過net.ipv4.tcp_tw_recycle啟用，由於其根據時間戳來判定，所以必須開啟TCP時間戳才有效。 建議：如果前端部署了三/四層NAT裝置，儘量關閉快速回收，以免發生NAT背後真實機器由於時間戳混亂導致的SYN拒絕問題。

TIME_WAIT重用

如果說TIME_WAIT(輸入法切換太煩人了，後面簡稱TW)回收只是一種特定系統的優化實現的話，那麼TW重用則有相關的規範，即：如果能保證以下任意一點，一個TW狀態的四元組(即一個socket連線)可以重新被新到來的SYN連線使用：
1.初始序列號比TW老連線的末序列號大
2.如果使能了時間戳，那麼新到來的連線的時間戳比老連線的時間戳大
Linux上完美實現了上述的特性，可以通過下面的實驗來證實：
S1上的服務程式：偵聽埠1234，accept新連線，傳送一段資料後呼叫close主動關閉連線。
S1上的額外配置：通過iptables禁止RESET包進入第四層，因為它會將TW狀態終結。
PC1上客戶端程式：繫結192.168.100.1，2000埠，連線S1，獲取資料後呼叫close關閉連線。
PC2上客戶端程式：使用IP_TRANSPARENT選項同樣繫結192.168.100.1地址和2000埠，其它和PC1的程式相同。
啟動服務端S1：172.16.100.2，不斷偵聽埠1234；
啟動PC1上的C1：192.168.100.1，埠2000，連線S1的1234埠；
此時在S1上抓包，獲取正常的三次握手/資料傳輸/四次揮手資料包。此時在S1上netstat -ant可以看到一個TW狀態的連線。
啟動PC2上的C2：192.168.100.1，埠2000，連線S1的1234埠；
此時在S1上抓包，SYN序列號seq 3934898078大於PC1發起連線時的最後一個序列號[F.], seq 2513913083, ack 3712390788，S1正常回復SYNACK：Flags [S.], seq 3712456325, ack 3934898079, ...對於這種TW重用的情況，S1的SYNACK的初始序列號是通過TW狀態老連線的最後一個ack，即3712390788，加上常量65535+2算出來的！
      以上的實驗是在關閉時間戳的情況下完成的，實際上開啟時間戳的話，重用的可能性更高一些，畢竟是否能重用一個TW連線是通過以上的條件之一來判斷的！

從外部幹掉TIME_WAIT

TIME_WAIT狀態時則一個闌尾！Linux系統上，除了使能recycle tw，在Linux系統上你無法更簡單地縮短TW狀態的時間，但是80%的問題卻都是由TW狀態引發，在Windows系統上，你需要在登錄檔新增一個隱式的項，稍微拼寫錯誤都會引發沉默的失敗！TW確實讓人生氣，因此我一直都希望幹掉TW狀態的連線，特別是幹掉服務端TW狀態的連線！我們可以通過TCP的RESET來乾死TW連線。這個怎麼說呢？
       根據TCP規範，收到任何的傳送到未偵聽埠或者序列號亂掉(視窗外)的資料，都要回執以RESET，這就是可以利用的！一個連線等待在TW，它自身無能為力，但是可以從外部間接殺掉它！具體來講就是利用了IP_TRANSPARENT這個socket選項，它可以bind不屬於本地的地址，因此可以從任意機器繫結TW連線的peer地址以及埠，然後發起一個連線，TW連線收到後由於序列號亂序會直接傳送一個ACK，該ACK會回到TW連線的peer處，由於99%的可能該peer已經釋放了連線(對端由於不能收到FIN-ACK的ACK，進而不放心ACK是否已經到達對端，等待MSL以便所有的老資料均已經丟失)，因此peer由於沒有該連線會回覆RESET，TW連線收到RESET後會釋放連線，進而為後續的連線騰出地方！

Linux實現Tips

Linux照顧到了一種特殊情況，即殺死程序的情況，在系統kill程序的時候，會直接呼叫連線的close函式單方面關閉一個方向的連線，然後並不會等待對端關閉另一個方向的連線程序即退出。現在的問題是，TCP規範和UNIX程序的檔案描述符規範直接衝突！程序關閉了，套接字就要關閉，但是TCP是全雙工的，你不能保證對端也在同一個時刻同意並且實施關閉動作，既然連線不能關閉，作為檔案描述符，程序就不會關閉得徹底！所以，Linux使用了一種“子狀態”的機制，即在程序退出的時候，單方面傳送FIN，然後不等後續的關閉序列即將連線拷貝到一個佔用資源更少的TW套接字，狀態直接轉入TIMW_WAIT，此時記錄一個子狀態FIN_WAIT_2，接下來的套接字就和原來的屬於程序描述符的連線沒有關係了。等到新的連線到來的時候，直接匹配到這個主狀態為TW，子狀態為FIN_WAIT_2的TW連線上，它負責處理FIN，FIN ACK等資料。

TIME_WAIT快速回收與重用

通過以上描述，我們看到TW狀態的連線既可以被快速回收又可以被重用，但是二者的副作用是不同的。對於快速回收，由於丟失了TW連線的埠資訊，全部對映到了IP地址資訊，所以整個IP地址，也就是整機均被列入了考察物件，這本身並沒有什麼問題，因為快速回收只考慮時間戳資訊，只要其保持單調遞增即可，一般的機器時間是不會倒流的，但是遇到NAT合併就不行了，NAT裝置為所有的內部裝置代理一個IP地址即主機標識，然而卻不觸動其時間戳，而各個機器的時間戳並不滿足任何規律...
        TW重用解決了整機範圍拒絕接入的問題，但是卻面臨資源消耗的問題。它這個做法的依據之一仍然為，一般一個單獨的主機是不可能在MSL內用同一個埠連線同一個服務的，除非它做了bind。因此等待一些遺留的資料丟失或者到達是有盼頭的。有一點我有異議，我個人感覺，如果處在默默地TW等待中，有默默地非遞增SYN或者遞增時間戳SYN到來，千萬別發ACK，只要默默丟棄即可，因為你發了ACK，對方在已經終止了連線的情況下，就會發RESET，進而終止掉本段連線。

TIME_WAIT的80/20悲劇

80%的問題都由20%的TW引發，甚至在各種的TCP實現中，大量的程式碼在處理TW！我個人覺得這有點過了！引入TW狀態是為了確認老資料到來或者消失，且等待時延那麼久，這已經是很多年以前的事了，那時我可能剛出生，家裡可能還沒有裝電話...那時的網路條件，引入這些機制是確實需要的，但是隨著網路技術的發展，TW已經慢慢成了雞肋。即便新的TCP連線被老的FIN終止又怎樣，即使新的連線被老的劫持又能怎樣，即便不考慮這些，MSL未免也太長了些吧，話說當年DDN年代，這個值就已經很久了...不要試圖保持TCP的安全了，即使面對中間人又能怎樣？我們不是可以用SSL嗎？TCP作為一種底層的傳輸協議，一定要簡單，可是現在呢？雖然其核心保持著原汁原味，但是其細節使多少求知若渴的人踱步門外啊，不得不說，TCP的細節太複雜了，即使是再好的作家，也無法寫出一本讓人徹底明白的關於TCP細節的書。
        看看規範，各種公式，各種不可插拔的演算法，各種魔術字，即使作者本人估計都很難說清楚內中細節。不得不說，TCP有點過度設計了，作為當年的設計精品，在當今越發往上層移動的年代，不合適了。如今越來越多的協議或者開元軟體使用簡單的UDP做擴充套件，在實現按序到達，確認，否認，時間戳，可靠連線等機制中實現自己需要的而不是所有，從TLS到OpenVPN，無一沒有把UDP當成下一代的天驕。我很討厭TCP，很討厭這種亂七八糟的東西。你可能會反駁我，但我覺得你被洗腦了，你要知道，如果讓你設計一個可靠的有連線協議，你可能做的真的比TCP更好。           

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