《UNIX网络编程 卷1:套接字联网API(第3版)》——2.7 TIME_WAIT状态

简介: 毫无疑问,TCP中有关网络编程最不容易理解的是它的TIME_WAIT状态。在图2-4中我们看到执行主动关闭的那端经历了这个状态。该端点停留在这个状态的持续时间是最长分节生命期(maximum segment lifetime,MSL)的两倍,有时候称之为2MSL。

本节书摘来自异步社区《UNIX网络编程 卷1:套接字联网API(第3版)》一书中的第2章,第2.7节,作者:【美】W. Richard Stevens , Bill Fenner , Andrew M. Rudoff著,更多章节内容可以访问云栖社区“异步社区”公众号查看

2.7 TIME_WAIT状态

毫无疑问,TCP中有关网络编程最不容易理解的是它的TIME_WAIT状态。在图2-4中我们看到执行主动关闭的那端经历了这个状态。该端点停留在这个状态的持续时间是最长分节生命期(maximum segment lifetime,MSL)的两倍,有时候称之为2MSL。

任何TCP实现都必须为MSL选择一个值。RFC 1122[Braden 1989]的建议值是2分钟,不过源自Berkeley的实现传统上改用30秒这个值。这意味着TIME_WAIT状态的持续时间在1分钟到4分钟之间。MSL是任何IP数据报能够在因特网中存活的最长时间。我们知道这个时间是有限的,因为每个数据报含有一个称为跳限(hop limit)的8位字段(见图A-1中IPv4的TTL字段和图A-2中IPv6的跳限字段),它的最大值为255。尽管这是一个跳数限制而不是真正的时间限制,我们仍然假设:具有最大跳限(255)的分组在网络中存在的时间不可能超过MSL秒。

分组在网络中“迷途”通常是路由异常的结果。某个路由器崩溃或某两个路由器之间的某个链路断开时,路由协议需花数秒钟到数分钟的时间才能稳定并找出另一条通路。在这段时间内有可能发生路由循环(路由器A把分组发送给路由器B,而B再把它们发送回A),我们关心的分组可能就此陷入这样的循环。假设迷途的分组是一个TCP分节,在它迷途期间,发送端TCP超时并重传该分组,而重传的分组却通过某条候选路径到达最终目的地。然而不久后(自迷途的分组开始其旅程起最多MSL秒以内)路由循环修复,早先迷失在这个循环中的分组最终也被送到目的地。这个原来的分组称为迷途的重复分组(lost duplicate)或漫游的重复分组(wandering duplicate)。TCP必须正确处理这些重复的分组。

TIME_WAIT状态有两个存在的理由:

(1)可靠地实现TCP全双工连接的终止;

(2)允许老的重复分节在网络中消逝。

第一个理由可以通过查看图2-5并假设最终的ACK丢失了来解释。服务器将重新发送它的最终那个FIN,因此客户必须维护状态信息,以允许它重新发送最终那个ACK。要是客户不维护状态信息,它将响应以一个RST(另外一种类型的TCP分节),该分节将被服务器解释成一个错误。如果TCP打算执行所有必要的工作以彻底终止某个连接上两个方向的数据流(即全双工关闭),那么它必须正确处理连接终止序列4个分节中任何一个分节丢失的情况。本例子也说明了为什么执行主动关闭的那一端是处于TIME_WAIT状态的那一端:因为可能不得不重传最终那个ACK的就是那一端。

为理解存在TIME_WAIT状态的第二个理由,我们假设在12.106.32.254的1500端口和206.168.112.219的21端口之间有一个TCP连接。我们关闭这个连接,过一段时间后在相同的IP地址和端口之间建立另一个连接。后一个连接称为前一个连接的化身(incarnation),因为它们的IP地址和端口号都相同。TCP必须防止来自某个连接的老的重复分组在该连接已终止后再现,从而被误解成属于同一连接的某个新的化身。为做到这一点,TCP将不给处于TIME_WAIT状态的连接发起新的化身。既然TIME_WAIT状态的持续时间是MSL的2倍,这就足以让某个方向上的分组最多存活MSL秒即被丢弃,另一个方向上的应答最多存活MSL秒也被丢弃。通过实施这个规则,我们就能保证每成功建立一个TCP连接时,来自该连接先前化身的老的重复分组都已在网络中消逝了。

这个规则存在一个例外:如果到达的SYN的序列号大于前一化身的结束序列号,源自Berkeley的实现将给当前处于TIME_WAIT状态的连接启动新的化身。TCPv2第958~959页对这种情况有详细的叙述。它要求服务器执行主动关闭,因为接收下一个SYN的那一端必须处于TIME_WAIT状态。rsh命令具备这种能力。RFC 1185[Jacobson, Braden, and Zhang 1990]讲述了有关这种情形的一些陷阱。

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