概念

sequence number：表示的是我方（发送方）这边，这个packet的数据部分的第一位应该在整个data stream中所在的位置。（注意这里使用的是“应该”。因为对于没有数据的传输，如ACK，虽然它有一个seq，但是这次传输在整个data stream中是不占位置的。所以下一个实际有数据的传输，会依旧从上一次发送ACK的数据包的seq开始）
acknowledge number：表示的是期望的对方（接收方）的下一次sequence number是多少。
注意，SYN/FIN的传输虽然没有data，但是会让下一次传输的packet seq增加一，但是，ACK的传输，不会让下一次的传输packet加一。
TCP会话的每一端都包含一个32位（bit）的序列号，该序列号被用来跟踪该端发送的数据量。每一个包中都包含序列号，在接收端则通过确认号用来通知发送端数据成功接收（当某个主机开启一个TCP会话时，他的初始序列号是随机的，可能是0和4,294,967,295之间的任意值，然而，像Wireshark这种工具，通常显示的都是相对序列号/确认号，而不是实际序列号/确认号，相对序列号/确认号是和TCP会话的初始序列号相关联的。这是很方便的，因为比起真实序列号/确认号，跟踪更小的相对序列号/确认号会相对容易一些）

使用初始化序列号的原因(ISN–Initial Sequence Number)

使用固定序号

带着这几个问题，我们通过这个例子来看一下在tcp连接建立时使用相同序号的情况，如下图所示：

1. 假设现在A和B使用固定的序号，A使用序号1和B建立tcp连接，发送一个SYN报文，SEQ = 1，经过三次握手后A和B之间就建立tcp连接完成。

2. 当A和B建立完tcp连接后，然后A又使用相同的序号1向B发送了200字节数据，不过因为网络拥塞问题，这个tcp数据报一直在网络中逗留，并没有立即到达B。

3. 由于A发送的tcp数据报一直没到达B，正好此时A发生故障并重启，于是B就释放这条tcp连接了。

4. 然后A重启后又使用序号1和B建立新的tcp连接。

5. 当tcp连接建立完成后，A又使用序号1向B发送了240字节的数据，不过这次网络很稳定，B马上就收到A发送的这240字节的数据，注意：此时A发送数据是使用的新的tcp连接。

6. 然后A之前发送的tcp数据报（200字节）经过一段时间后，终于到达B。不过这个tcp数据报是属于之前已经释放的旧的tcp连接，按理来说，B应该把这个数据报丢弃掉才是。但是由于A每次发送报文都使用了相同的序号（SEQ = 1），这可能会让B误认为这200字节是属于新建立的tcp连接的，因此B会对这200字节数据照收不误。这就导致B在收到新tcp连接的数据后，又收到旧tcp连接的数据，从而出现数据乱序的问题。

初始化序列号的目的

由于A和B之间的一个tcp连接通常是由A和B的2个ip地址，2个端口号构成的四元组，因此当A出现了故障把这个tcp连接断开了，之后再以相同的四元组建立新的tcp连接（也就是说A和B两次建立tcp连接都是使用了相同的ip地址和端口），就会出现数据乱序的问题。

换句话说，只要A发送了一个tcp报文段，且这个tcp报文段的四元组和序号，和之前的tcp连接（四元组和序号）相同的话，就会被B确认。这其实反映了tcp的一些缺点，如果被一些恶意攻击者加以利用tcp的这种缺点：选择合适的序号，ip地址和端口的话，就能伪造出一个tcp报文段，从而打断正常的tcp连接。但是初始化序号的方式（通过算法来随机生成序号）就会使序号难以猜出，也就不容易利用这种缺点来进行一些恶意攻击行为。

通过上面所述我们知道，如果A和B之间发送数据每次都使用相同序号的话可能会引发一系列的问题，但是使用不同序号的话，那么B在接收到这个序号为1的tcp报文时，发现这个tcp报文的序号不在新tcp连接的接收范围内时会把这个tcp报文丢弃掉，也就避免了数据乱序的问题。

因此我们可以明白，客户端和服务端双方在建立tcp连接并初始化序列号，那么上面所说的这些情况从一开始就可以避免。另外，tcp在初始化序列号的过程也是比较复杂的，一般来说，这个序号的范围是0-2^{32} -1之间，而且序号的生成也是随机的，通常是一个很大的数值，也就是说每个tcp连接使用的序号也是不一样的。

三次握手

客户端向服务器发送一个同步数据包请求建立连接，该数据包中，初始序列号（ISN：Inital Sequence Number）是客户端随机产生的一个值，确认号是0；
服务器收到这个同步请求数据包后，会对客户端进行一个同步确认。这个数据包中，序列号（ISN）是服务器随机产生的一个值，确认号是客户端的初始序列号+1；
客户端收到这个同步确认数据包后，再对服务器进行一个确认。该数据包中，序列号是上一个同步请求数据包中的确认号值，确认号是服务器的初始序列号+1。

消息收发

【接三次握手的序列号和确认号】

我们假设10.128.12.200是客户端，183.36.108.16是服务器;
客户端发送PSH,ACK，报文体的长度为228,此时seq为三次握手时服务器发给客户端的seq + 1;
服务器给回送ACK给客户端，seq 为发送PSH,ACK时的Ack的值，ack为发送PSH,ACK时的seq + 报文体长度
服务器给客户端发送PSH,ACK，seq= 三次握手时最后一次握手的ack值，ack=服务器想下一次收到的报文的序列号，报文长度为20
客户端发送给服务器PSH,ACK, seq = 第四步的ACK， ack = 第四步中的seq + 报文体长度, 报文体长度=228
服务器发送给客户端PSH,ACK，seq = 第五步中的ack, ack = 第五步的seq + 报文体长度, 报文体长度=20
客户端给服务器回送ACK, seq = 第6步的ack, ack = 第6步的seq + 报文体长度

四次挥手

【接消息收发的序列号和确认号】
图中的第二次挥手和第三次挥手是合并了

A：10.128.12.200， B：183.36.108.16
A -> B 发起断开连接，FIN包 seq = 最后一次发送ACK包的seq, ack = 最后发送ACK包的ack
B -> A B收到A发起的断开连接后，发送ACK给A，此时seq = 41, ACK=457
B收到A发起的断开连接后，业务处理完后，会向A发起断开连接发送FIN包给A， seq=41, ACK=458, FIN包虽然没数据，但是会占用一个字节
A->B 收到FIN包或会发送ACK给B，此时seq = 458, ack = 41

总结

time_wait的时间

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。

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