动图图解！没有accept，能建立TCP连接吗？

上面这个动图，是我们平时客户端和服务端建立连接时的代码流程。

对应的是下面一段简化过的服务端伪代码。

int main()
{
    /*Step 1: 创建服务器端监听socket描述符listen_fd*/
    listen_fd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);

    /*Step 2: bind绑定服务器端的IP和端口，所有客户端都向这个IP和端口发送和请求数据*/
    bind(listen_fd, xxx);

    /*Step 3: 服务端开启监听*/
    listen(listen_fd, 128);

    /*Step 4: 服务器等待客户端的链接，返回值cfd为客户端的socket描述符*/
    cfd = accept(listen_fd, xxx);

  	/*Step 5: 读取客户端发来的数据*/
  	n = read(cfd, buf, sizeof(buf));
}

估计大家也是老熟悉这段伪代码了。

需要注意的是，在执行listen()方法之后还会执行一个accept()方法。

一般情况下，如果启动服务器，会发现最后程序会阻塞在accept()里。

此时服务端就算 ok 了，就等客户端了。

那么，再看下简化过的客户端伪代码。

int main()
{
    /*Step 1: 创建客户端端socket描述符cfd*/
    cfd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);

    /*Step 2: connect方法,对服务器端的IP和端口号发起连接*/
    ret = connect(cfd, xxxx);

    /*Step 4: 向服务器端写数据*/
    write(cfd, buf, strlen(buf));
}

客户端比较简单，创建好socket之后，直接就发起connect方法。

此时回到服务端，会发现之前一直阻塞的 accept 方法，返回结果了。

这就算两端成功建立好了一条连接。之后就可以愉快的进行读写操作了。

那么，我们今天的问题是，如果没有这个 accept 方法，TCP 连接还能建立起来吗？

其实只要在执行accept() 之前执行一个 sleep(20)，然后立刻执行客户端相关的方法，同时抓个包，就能得出结论。

从抓包结果看来，就算不执行 accept()方法，三次握手照常进行，并顺利建立连接。

更骚气的是，在服务端执行 accept()前，如果客户端发送消息给服务端，服务端是能够正常回复 ack 确认包的。

并且，sleep(20)结束后，服务端正常执行accept()，客户端前面发送的消息，还是能正常收到的。

通过这个现象，我们可以多想想为什么。顺便好好了解下三次握手的细节。

三次握手的细节分析

我们先看面试八股文的老股，三次握手。

服务端代码，对 socket 执行 bind 方法可以绑定监听端口，然后执行listen方法后，就会进入监听（LISTEN）状态。内核会为每一个处于LISTEN状态的socket 分配两个队列，分别叫半连接队列和全连接队列。

半连接队列、全连接队列是什么

半连接队列（SYN 队列），服务端收到第一次握手后，会将sock加入到这个队列中，队列内的sock都处于SYN_RECV 状态。
全连接队列（ACCEPT 队列），在服务端收到第三次握手后，会将半连接队列的sock取出，放到全连接队列中。队列里的sock都处于 ESTABLISHED状态。这里面的连接，就等着服务端执行 accept()后被取出了。

看到这里，文章开头的问题就有了答案，建立连接的过程中根本不需要accept() 参与， 执行 accept()只是为了从全连接队列里取出一条连接。

我们把话题再重新回到这两个队列上。

虽然都叫队列，但其实全连接队列（icsk_accept_queue）是个链表，而半连接队列（syn_table）是个哈希表。

为什么半连接队列要设计成哈希表

先对比下全连接里队列，他本质是个链表，因为也是线性结构，说它是个队列也没毛病。它里面放的都是已经建立完成的连接，这些连接正等待被取走。而服务端取走连接的过程中，并不关心具体是哪个连接，只要是个连接就行，所以直接从队列头取就行了。这个过程算法复杂度为O(1)。

而半连接队列却不太一样，因为队列里的都是不完整的连接，嗷嗷等待着第三次握手的到来。那么现在有一个第三次握手来了，则需要从队列里把相应 IP 端口的连接取出，如果半连接队列还是个链表，那我们就需要依次遍历，才能拿到我们想要的那个连接，算法复杂度就是 O(n)。

而如果将半连接队列设计成哈希表，那么查找半连接的算法复杂度就回到O(1)了。

因此出于效率考虑，全连接队列被设计成链表，而半连接队列被设计为哈希表。

怎么观察两个队列的大小

查看全连接队列

# ss -lnt
State      Recv-Q Send-Q     Local Address:Port           Peer Address:Port
LISTEN     0      128        127.0.0.1:46269              *:*

通过ss -lnt命令，可以看到全连接队列的大小，其中Send-Q是指全连接队列的最大值，可以看到我这上面的最大值是128；Recv-Q是指当前的全连接队列的使用值，我这边用了0个，也就是全连接队列里为空，连接都被取出来了。

当上面Send-Q和Recv-Q数值很接近的时候，那么全连接队列可能已经满了。可以通过下面的命令查看是否发生过队列溢出。

# netstat -s | grep overflowed
    4343 times the listen queue of a socket overflowed

上面说明发生过4343次全连接队列溢出的情况。这个查看到的是历史发生过的次数。

如果配合使用watch -d 命令，可以自动每2s间隔执行相同命令，还能高亮显示变化的数字部分，如果溢出的数字不断变多，说明正在发生溢出的行为。

# watch -d 'netstat -s | grep overflowed'
Every 2.0s: netstat -s | grep overflowed                                Fri Sep 17 09:00:45 2021

    4343 times the listen queue of a socket overflowed

查看半连接队列

半连接队列没有命令可以直接查看到，但因为半连接队列里，放的都是SYN_RECV 状态的连接，那可以通过统计处于这个状态的连接的数量，间接获得半连接队列的长度。

# netstat -nt | grep -i '127.0.0.1:8080' | grep -i 'SYN_RECV' | wc -l
0

注意半连接队列和全连接队列都是挂在某个Listen socket上的，我这里用的是127.0.0.1:8080，大家可以替换成自己想要查看的IP 端口。

可以看到我的机器上的半连接队列长度为0，这个很正常，正经连接谁会没事老待在半连接队列里。

当队列里的半连接不断增多，最终也是会发生溢出，可以通过下面的命令查看。

# netstat -s | grep -i "SYNs to LISTEN sockets dropped"
    26395 SYNs to LISTEN sockets dropped

可以看到，我的机器上一共发生了26395次半连接队列溢出。同样建议配合watch -d 命令使用。

# watch -d 'netstat -s | grep -i "SYNs to LISTEN sockets dropped"'
Every 2.0s: netstat -s | grep -i "SYNs to LISTEN sockets dropped"       Fri Sep 17 08:36:38 2021

    26395 SYNs to LISTEN sockets dropped

全连接队列满了会怎么样？

如果队列满了，服务端还收到客户端的第三次握手 ACK，默认当然会丢弃这个 ACK。

但除了丢弃之外，还有一些附带行为，这会受 tcp_abort_on_overflow 参数的影响。

# cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_abort_on_overflow
0

tcp_abort_on_overflow设置为 0，全连接队列满了之后，会丢弃这个第三次握手 ACK 包，并且开启定时器，重传第二次握手的 SYN+ACK，如果重传超过一定限制次数，还会把对应的半连接队列里的连接给删掉。

tcp_abort_on_overflow设置为 1，全连接队列满了之后，就直接发 RST 给客户端，效果上看就是连接断了。

这个现象是不是很熟悉，服务端端口未监听时，客户端尝试去连接，服务端也会回一个 RST。这两个情况长一样，所以客户端这时候收到 RST 之后，其实无法区分到底是端口未监听，还是全连接队列满了。

半连接队列要是满了会怎么样

一般是丢弃，但这个行为可以通过 tcp_syncookies 参数去控制。但比起这个，更重要的是先了解下半连接队列为什么会被打满。

首先我们需要明白，一般情况下，半连接的"生存"时间其实很短，只有在第一次和第三次握手间，如果半连接都满了，说明服务端疯狂收到第一次握手请求，如果是线上游戏应用，能有这么多请求进来，那说明你可能要富了。但现实往往比较骨感，你可能遇到了SYN Flood 攻击。

所谓SYN Flood 攻击，可以简单理解为，攻击方模拟客户端疯狂发第一次握手请求过来，在服务端憨憨地回复第二次握手过去之后，客户端死活不发第三次握手过来，这样做，可以把服务端半连接队列打满，从而导致正常连接不能正常进来。

那这种情况怎么处理？有没有一种方法可以绕过半连接队列？

有，上面提到的tcp_syncookies派上用场了。

# cat /proc/sys/net/ipv4/tcp_syncookies
1

当它被设置为 1 的时候，客户端发来第一次握手SYN 时，服务端不会将其放入半连接队列中，而是直接生成一个cookies，这个cookies会跟着第二次握手，发回客户端。客户端在发第三次握手的时候带上这个cookies，服务端验证到它就是当初发出去的那个，就会建立连接并放入到全连接队列中。可以看出整个过程不再需要半连接队列的参与。

会有一个 cookies 队列吗

生成是cookies，保存在哪呢？是不是会有一个队列保存这些 cookies？

我们可以反过来想一下，如果有cookies队列，那它会跟半连接队列一样，到头来，还是会被SYN Flood 攻击打满。

实际上cookies并不会有一个专门的队列保存，它是通过通信双方的 IP 地址端口、时间戳、MSS等信息进行实时计算的，保存在TCP 报头的seq里。

当服务端收到客户端发来的第三次握手包时，会通过 seq 还原出通信双方的 IP 地址端口、时间戳、MSS，验证通过则建立连接。

cookies 方案为什么不直接取代半连接队列？

目前看下来syn cookies方案省下了半连接队列所需要的队列内存，还能解决 SYN Flood 攻击，那为什么不直接取代半连接队列？

凡事皆有利弊，cookies方案虽然能防 SYN Flood 攻击，但是也有一些问题。因为服务端并不会保存连接信息，所以如果传输过程中数据包丢了，也不会重发第二次握手的信息。

另外，编码解码cookies，都是比较耗 CPU的，利用这一点，如果此时攻击者构造大量的第三次握手包（ACK 包），同时带上各种瞎编的cookies信息，服务端收到ACK包后以为是正经 cookies，憨憨地跑去解码（耗 CPU），最后发现不是正经数据包后才丢弃。

这种通过构造大量ACK包去消耗服务端资源的攻击，叫ACK 攻击，受到攻击的服务器可能会因为CPU 资源耗尽导致没能响应正经请求。

没有 listen，为什么还能建立连接

那既然没有accept方法能建立连接，那是不是没有listen方法，也能建立连接？是的，之前写的一篇文章提到过客户端是可以自己连自己的形成连接（TCP 自连接），也可以两个客户端同时向对方发出请求建立连接（TCP 同时打开），这两个情况都有个共同点，就是没有服务端参与，也就是没有 listen，就能建立连接。

当时文章最后也留了个疑问，没有 listen，为什么还能建立连接？

我们知道执行listen方法时，会创建半连接队列和全连接队列。

三次握手的过程中会在这两个队列中暂存连接信息。

所以形成连接，前提是你得有个地方存放着，方便握手的时候能根据 IP 端口等信息找到 socket 信息。

那么客户端会有半连接队列吗？

显然没有，因为客户端没有执行listen，因为半连接队列和全连接队列都是在执行listen方法时，内核自动创建的。

但内核还有个全局 hash 表，可以用于存放sock连接的信息。这个全局hash表其实还细分为ehash，bhash和listen_hash等，但因为过于细节，大家理解成有一个全局 hash就够了，

在 TCP 自连接的情况中，客户端在connect方法时，最后会将自己的连接信息放入到这个全局 hash 表中，然后将信息发出，消息在经过回环地址重新回到 TCP 传输层的时候，就会根据 IP 端口信息，再一次从这个全局 hash中取出信息。于是握手包一来一回，最后成功建立连接。

TCP 同时打开的情况也类似，只不过从一个客户端变成了两个客户端而已。