一、TCP状态转换图
下图对排除和定位网络或系统故障时大有帮助，也帮助我们更好的编写Linux程序，对嵌入式开发也有指导意义。
先回顾一下TCP建立连接的三次握手过程，以及关闭连接的四次握手过程：
1、建立连接协议（三次握手）
（1）客户端发送一个带SYN标志的TCP报文到服务器。这是三次握手过程中的报文1。
（2） 服务器端回应客户端的，这是三次握手中的第2个报文，这个报文同时带ACK标志和SYN标志。因此它表示对刚才客户端SYN报文的回应；同时又标志SYN给客户端，询问客户端是否准备好进行数据通讯。
（3） 客户必须再次回应服务段一个ACK报文，这是报文段3。
2、连接终止协议（四次握手）
由于TCP连接是全双工的，因此每个方向都必须单独进行关闭。这原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。收到一个 FIN只意味着这一方向上没有数据流动，一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。首先进行关闭的一方将执行主动关闭，而另一方执行被动关闭。
（1） TCP客户端发送一个FIN，用来关闭客户到服务器的数据传送（报文段4）。
（2） 服务器收到这个FIN，它发回一个ACK，确认序号为收到的序号加1（报文段5）。和SYN一样，一个FIN将占用一个序号。
（3） 服务器关闭客户端的连接，发送一个FIN给客户端（报文段6）。
（4） 客户段发回ACK报文确认，并将确认序号设置为收到序号加1（报文段7）。
有了以上的回顾，我们就可以很好的理解上图各状态以及其对应的转换条件了：
CLOSED: 这个没什么好说的了，表示初始状态。
LISTEN: 这个也是非常容易理解的一个状态，表示服务器端的某个SOCKET处于监听状态，可以接受连接了。
SYN_RCVD: 这个状态表示接受到了SYN报文，在正常情况下，这个状态是服务器端的SOCKET在建立TCP连接时的三次握手会话过程中的一个中间状态，很短暂，基本 上用netstat你是很难看到这种状态的，除非你特意写了一个客户端测试程序，故意将三次TCP握手过程中最后一个ACK报文不予发送。因此这种状态 时，当收到客户端的ACK报文后，它会进入到ESTABLISHED状态。
SYN_SENT: 这个状态与SYN_RCVD遥想呼应，当客户端SOCKET执行CONNECT连接时，它首先发送SYN报文，因此也随即它会进入到了SYN_SENT状 态，并等待服务端的发送三次握手中的第2个报文。SYN_SENT状态表示客户端已发送SYN报文。
ESTABLISHED: 这个容易理解了，表示连接已经建立了。
FIN_WAIT_1（重要）: 这个状态要好好解释一下，其实FIN_WAIT_1和FIN_WAIT_2状态的真正含义都是表示等待对方的FIN报文。而这两种状态的区别 是：FIN_WAIT_1状态实际上是当SOCKET在ESTABLISHED状态时，它想主动关闭连接，向对方发送了FIN报文，此时该SOCKET即 进入到FIN_WAIT_1状态。而当对方回应ACK报文后，则进入到FIN_WAIT_2状态，当然在实际的正常情况下，无论对方何种情况下，都应该马 上回应ACK报文，所以FIN_WAIT_1状态一般是比较难见到的，而FIN_WAIT_2状态还有时常常可以用netstat看到。
FIN_WAIT_2（重要）: 上面已经详细解释了这种状态，实际上FIN_WAIT_2状态下的SOCKET，表示半连接，也即有一方要求close连接，但另外还告诉对方，我暂时还有点数据需要传送给你，稍后再关闭连接。
TIME_WAIT（重要、共详细的请看下图的2MSL）: 表示收到了对方的FIN报文，并发送出了ACK报文，就等2MSL后即可回到CLOSED可用状态了。如果FIN_WAIT_1状态下，收到了对方同时带 FIN标志和ACK标志的报文时，可以直接进入到TIME_WAIT状态，而无须经过FIN_WAIT_2状态。
CLOSING: 这种状态比较特殊，实际情况中应该是很少见，属于一种比较罕见的例外状态。正常情况下，当你发送FIN报文后，按理来说是应该先收到（或同时收到）对方的 ACK报文，再收到对方的FIN报文。但是CLOSING状态表示你发送FIN报文后，并没有收到对方的ACK报文，反而却也收到了对方的FIN报文。什 么情况下会出现此种情况呢？其实细想一下，也不难得出结论：那就是如果双方几乎在同时close一个SOCKET的话，那么就出现了双方同时发送FIN报 文的情况，也即会出现CLOSING状态，表示双方都正在关闭SOCKET连接。
CLOSE_WAIT: 这种状态的含义其实是表示在等待关闭。怎么理解呢？当对方close一个SOCKET后发送FIN报文给自己，你系统毫无疑问地会回应一个ACK报文给对 方，此时则进入到CLOSE_WAIT状态。接下来呢，实际上你真正需要考虑的事情是察看你是否还有数据发送给对方，如果没有的话，那么你也就可以 close这个SOCKET，发送FIN报文给对方，也即关闭连接。所以你在CLOSE_WAIT状态下，需要完成的事情是等待你去关闭连接。
LAST_ACK: 这个状态还是比较容易好理解的，它是被动关闭一方在发送FIN报文后，最后等待对方的ACK报文。当收到ACK报文后，也即可以进入到CLOSED可用状态了。二、TCP流量控制(滑动窗口)
介绍UDP时我们描述了这样的问题：如果发送端发送的速度较快，接收端接收到数据后处理的速度较慢，而接收缓冲区的大小是固定的，就会丢失数据。TCP协议通过“滑动窗口（Sliding Window）”机制（防止出现丢包）解决这一问题。看下图的通讯过程。
1.发送端发起连接，声明最大段尺寸是1460，初始序号是0，窗口大小是4K，表示“我的接收缓冲区还有4K字节空闲，你发的数据不要超过4K”。接收端应答连接请求，声明最大段尺寸是1024，初始序号是8000，窗口大小是6K。发送端应答，三方握手结束。
2.发送端发出段4-9，每个段带1K的数据，发送端根据窗口大小知道接收端的缓冲区满了，因此停止发送数据。
3.接收端的应用程序提走2K数据，接收缓冲区又有了2K空闲，接收端发出段10，在应答已收到6K数据的同时声明窗口大小为2K。
4.接收端的应用程序又提走2K数据，接收缓冲区有4K空闲，接收端发出段11，重新声明窗口大小为4K。
5.发送端发出段12-13，每个段带2K数据，段13同时还包含FIN位。
6.接收端应答接收到的2K数据（6145-8192），再加上FIN位占一个序号8193，因此应答序号是8194，连接处于半关闭状态，接收端同时声明窗口大小为2K。
7.接收端的应用程序提走2K数据，接收端重新声明窗口大小为4K。
8.接收端的应用程序提走剩下的2K数据，接收缓冲区全空，接收端重新声明窗口大小为6K。
9.接收端的应用程序在提走全部数据后，决定关闭连接，发出段17包含FIN位，发送端应答，连接完全关闭。
上图在接收端用小方块表示1K数据，实心的小方块表示已接收到的数据，虚线框表示接收缓冲区，因此套在虚线框中的空心小方块表示窗口大小，从图中可以看出，随着应用程序提走数据，虚线框是向右滑动的，因此称为滑动窗口。
从这个例子还可以看出，发送端是一K一K地发送数据，而接收端的应用程序可以两K两K地提走数据，当然也有可能一次提走3K或6K数据，或者一次只提走几个字节的数据，也就是说，应用程序所看到的数据是一个整体，或说是一个流（stream），在底层通讯中这些数据可能被拆成很多数据包来发送，但是一个数据包有多少字节对应用程序是不可见的，因此TCP协议是面向流的协议。而UDP是面向消息的协议，每个UDP段都是一条消息，应用程序必须以消息为单位提取数据，不能一次提取任意字节的数据，这一点和TCP是很不同的。
三、TCP半链接状态
当TCP链接中A发送FIN请求关闭，另一段B回应ACK后，B没有立即发送FIN给A时，A方处在半链接状态，此时A可以接收B发送的数据，但是A已不能再向B发送数据。
#include <sys/socket.h>
int shutdown(int sockfd, int how);
sockfd： 需要关闭的socket的描述符
how：允许为shutdown操作选择以下几种方式:
SHUT_RD：关闭连接的读端。也就是该套接字不再接受数据，任何当前在套接字接受缓冲区的数据将被丢弃。
进程将不能对该套接字发出任何读操作。
对TCP套接字该调用之后接受到的任何数据将被确认然后无声的丢弃掉。
SHUT_WR:关闭连接的写端，进程不能在对此套接字发出写操作
SHUT_RDWR:相当于调用shutdown两次：首先是以SHUT_RD,然后以SHUT_WR 使用close中止一 个连接，但它只是减少描述符的参考数，并不直接关闭连接，只有当描述符的参考数为0时才关闭连接。 shutdown可直接关闭描述符，不考虑描述 符的参考数，可选择中止一个方向的连接。
注意:
1、 如果有多个进程共享一个套接字，close每被调用一次，计数减1，直到计数为0时，也就是所用进程都调用了close，套接字将被释放。
2、 在多进程中如果一个进程中shutdown(sfd, SHUT_RDWR)后其它的进程将无法进行通信. 如果一个进程close(sfd)将不会影响到其它进程. 得自己理解引用计数的用法了
四、2MSL
2MSL TIME_WAIT状态存在的理由：
TIME_WAIT状态的存在有两个理由：
（1）让4次握手关闭流程更加可靠；4次握手的最后一个ACK是是由主动关闭方发送出去的，若这个ACK丢失，被动关闭方会再次发一个FIN过来。若主动关闭方能够保持一个2MSL的TIME_WAIT状态，则有更大的机会让丢失的ACK被再次发送出去。
（2）防止lost duplicate对后续新建正常链接的传输造成破坏。
lost duplicate在实际的网络中非常常见，经常是由于路由器产生故障，路径无法收敛，导致一个packet在路由器A，B，C之间做类似死循环的跳转。IP头部有个TTL，限制了一个包在网络中的最大跳数，因此这个包有两种命运，要么最后TTL变为0，在网络中消失；要么TTL在变为0之前路由器路径收敛，它凭借剩余的TTL跳数终于到达目的地。但非常可惜的是TCP通过超时重传机制在早些时候发送了一个跟它一模一样的包，并先于它达到了目的地，因此它的命运也就注定被TCP协议栈抛弃。另外一个概念叫做incarnation connection，指跟上次的socket pair一摸一样的新连接，叫做incarnation of previous connection。lostduplicate加上incarnation connection，则会对我们的传输造成致命的错误。大家都知道TCP是流式的，所有包到达的顺序是不一致的，依靠序列号由TCP协议栈做顺序的拼接；假设一个incarnation connection这时收到的seq=1000, 来了一个lost duplicate为seq=1000,len=1000, 则tcp认为这个lost duplicate合法，并存放入了receive buffer，导致传输出现错误。通过一个2MSL TIME_WAIT状态，确保所有的lost duplicate都会消失掉，避免对新连接造成错误。
该状态为什么设计在主动关闭这一方：
（1）发最后ack的是主动关闭一方
（2）只要有一方保持TIME_WAIT状态，就能起到避免incarnation connection在2MSL内的重新建立，不需要两方都有
如何正确对待2MSL TIME_WAIT?
RFC要求socket pair在处于TIME_WAIT时，不能再起一个incarnation connection。
但绝大部分TCP实现，强加了更为严格的限制。在2MSL等待期间，socket中使用的本地端口在默认情况下不能再被使用。若A 10.234.5.5:1234和B 10.55.55.60:6666建立了连接，A主动关闭，那么在A端只要port为1234，无论对方的port和ip是什么，都不允许再起服务。
显而易见这是比RFC更为严格的限制，RFC仅仅是要求socket pair不一致，而实现当中只要这个port处于TIME_WAIT，就不允许起连接。这个限制对主动打开方来说是无所谓的，因为一般用的是临时端口；但对于被动打开方，一般是server，就悲剧了，因为server一般是熟知端口。比如http，一般端口是80，不可能允许这个服务在2MSL内不能起来。
解决方案是给服务器的socket设置SO_REUSEADDR选项，这样的话就算熟知端口处于TIME_WAIT状态，在这个端口上依旧可以将服务启动。当然，虽然有了SO_REUSEADDR选项，但sockt pair这个限制依旧存在。比如上面的例子，A通过SO_REUSEADDR选项依旧在1234端口上起了监听，但这时我们若是从B通过6666端口去连它，TCP协议会告诉我们连接失败，原因为Address already in use.