1、TCP三次握手
TCP建立连接需要进行“三次握手”：
TCP三次握手过程描述如下：
客户端发送连接请求报文：SYN标志位为1，ACK标志位为0，序列号seq为x。然后客户端进入SYN_SENT状态，等待服务器的确认响应；
服务器收到客户端的连接请求，对这个SYN报文段进行确认，发送：SYN标志位为1，ACK标志位为1，序列号seq为y，确认序列号ack为x+1。此时服务器进入SYN_RCVD状态；
客户端收到服务器的SYN+ACK报文段，确认ACK后，发送：SYN标志位为0，ACK标志位为1，序列号seq为x+1，确认序列号ack为y+1。发送完成后，客户端和服务器端都进入ESTABLISHED状态，完成TCP三次握手。
2、TCP四次挥手
TCP断开连接需要进行“四次挥手”：
TCP四次挥手过程描述如下：
主机1（可以使客户端，也可以是服务器端）发送：FIN标志位为1，ACK标志位为0，序列号seq为u。此时，主机1进入FIN_WAIT_1状态。
主机2收到了主机1发送的FIN报文段，向主机1回一个ACK报文段：FIN标志位为1，ACK标志位为1，序列号seq为v，确认序列号ack为u+1。主机1进入FIN_WAIT_2状态；主机2进入CLOSE_WAIT状态。
主机2向主机1发送FIN报文段：FIN标志位为1，ACK标志位为1，序列号seq为w，确认序列号ack为u+1。请求关闭连接，同时主机2进入LAST_ACK状态。
主机1收到主机2发送的FIN报文段，向主机2发送ACK报文段：FIN标志位为1，ACK标志位为1，序列号seq为u+1，确认序列号ack为w+1。，然后主机1进入TIME_WAIT状态；主机2收到主机1的ACK报文段以后，就关闭连接；此时，主机1等待2MSL后依然没有收到回复，则证明Server端已正常关闭，那么，主机1也可以关闭连接了。
3、状态转换图
4、几个问题
4.1 TCP中“全双工的字节流”含义的理解！
（1）全双工：
意味着，TCP的收发是可以同时进行的。也就是说收的时候可以发，发的时候也可以收，两者互不冲突。
（2）字节：
意味着，无论物理层或链路层收到的数据是否为一个个bit的数据，在TCP层一定是一个个字节。
（3）流：
意味着，socket的数据无头无尾，就像流水一样，如果从中间任意位置起，你无法知道一个消息包确切的开始或结束位置，除非从TCP的头开始算起。也就是意味着，我们在应用层编程时，必须定义一个应用层的包头，从收到的第一个字节开始，通过该包头能确定一个包的长度，然后根据包的长度，确定一个个包的起止位置。这也就是我们看到所有的TCP的socket编程中，都需要定义一个包头的原因。
4.2 为什么是“三次握手”？
因为TCP是“全双工通信”。
前提1：TCP协议要保证双方可以建立可靠的通信。 即 发送端、接收端要确认自己发送的信息对方能接收到，对方发送的信息自己能接收到。（必须确认收、发正常）
前提2：在前提1的情况下“握手”的次数越少越好。
（1）第一次握手
发送端向接受端发送一个SYN包。
发送端：无法确认自己发送的信息对方是否收到。
（2）第二次握手
接收端收到SYN包之后，接收端回一个ACK包。
发送端：可以确定自己发送的信息能被对方收到，也能确定对方发的信息自己能收到。
接收端：只能确定对方发的包自己能收到， 无法确定自己发的包对方能收到。
（3）第三次握手
发送端接收到SYN，之后再发一个ACK。
接收端：能够确定字节发送的消息，发送端能够收到。
4.3 三次握手建立连接时，发送方再次发送确认（第三次握手）的必要性？
主要是为了防止发送方已失效的连接请求报文段突然又传到了B，因而产生错误。假定出现一种异常情况，即A发出的第一个连接请求报文段并没有丢失，而是在某些网络结 点长时间滞留了，一直延迟到连接释放以后的某个时间才到达B，本来这是一个早已失效的报文段。但B收到此失效的连接请求报文段后，就误认为是A又发出一次 新的连接请求，于是就向A发出确认报文段，同意建立连接。假定不采用三次握手，那么只要B发出确认，新的连接就建立了，这样一直等待A发来数据，B的许多 资源就这样白白浪费了。
4.4 四次挥手释放连接时，等待2MSL的意义？
原因有二：
（1）保证TCP协议的全双工连接能够可靠关闭。
（2）保证这次连接的重复数据段从网络中消失。
先说第一点，如果Client直接CLOSED了，那么由于IP协议的不可靠性或者是其它网络原因，导致Server没有收到Client最后回复的ACK。那么Server就会在超时之后继续发送FIN，此时由于Client已经CLOSED了，就找不到与重发的FIN对应的连接，最后Server就会收到RST而不是ACK，Server就会以为是连接错误把问题报告给高层。这样的情况虽然不会造成数据丢失，但是却导致TCP协议不符合可靠连接的要求。所以，Client不是直接进入CLOSED，而是要保持TIME_WAIT，当再次收到FIN的时候，能够保证对方收到ACK，最后正确的关闭连接。
再说第二点，如果Client直接CLOSED，然后又再向Server发起一个新连接，我们不能保证这个新连接与刚关闭的连接的端口号是不同的。也就是说有可能新连接和老连接的端口号是相同的。一般来说不会发生什么问题，但是还是有特殊情况出现：假设新连接和已经关闭的老连接端口号是一样的，如果前一次连接的某些数据仍然滞留在网络中，这些延迟数据在建立新连接之后才到达Server，由于新连接和老连接的端口号是一样的，又因为TCP协议判断不同连接的依据是socket pair，于是，TCP协议就认为那个延迟的数据是属于新连接的，这样就和真正的新连接的数据包发生混淆了。所以TCP连接还要在TIME_WAIT状态等待2倍MSL，这样可以保证本次连接的所有数据都从网络中消失。
4.5 什么是2MSL ?
MSL是Maximum Segment Lifetime英文的缩写，中文可以译为“报文最大生存时间”，他是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为tcp报文（segment）是ip数据报（datagram）的数据部分，具体称谓请参见《数据在网络各层中的称呼》一文，而ip头中有一个TTL域，TTL是time to live的缩写，中文可以译为“生存时间”，这个生存时间是由源主机设置初始值但不是存的具体时间，而是存储了一个ip数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减1，当此值为0则数据报将被丢弃，同时发送ICMP报文通知源主机。RFC 793中规定MSL为2分钟，实际应用中常用的是30秒，1分钟和2分钟等。
2MSL即两倍的MSL，TCP的TIME_WAIT状态也称为2MSL等待状态，当TCP的一端发起主动关闭，在发出最后一个ACK包后，即第3次握手完成后发送了第四次握手的ACK包后就进入了TIME_WAIT状态，必须在此状态上停留两倍的MSL时间，等待2MSL时间主要目的是怕最后一个ACK包对方没收到，那么对方在超时后将重发第三次握手的FIN包，主动关闭端接到重发的FIN包后可以再发一个ACK应答包。在TIME_WAIT状态时两端的端口不能使用，要等到2MSL时间结束才可继续使用。当连接处于2MSL等待阶段时任何迟到的报文段都将被丢弃。不过在实际应用中可以通过设置SO_REUSEADDR选项达到不必等待2MSL时间结束再使用此端口。
TTL与MSL是有关系的但不是简单的相等的关系，MSL要大于等于TTL。
