收到RST就一定会断开连接吗

什么是RST

我们都知道TCP正常情况下断开连接是用四次挥手，那是 正常时候 的优雅做法。

但 异常情况 下，收发双方都不一定正常，连挥手这件事本身都可能做不到，所以就需要一个机制去强行关闭连接。

RST 就是用于这种情况，一般用来 异常地 关闭一个连接。它是一个TCP包头中的 标志位 。

正常情况下 ，不管是 发出 ，还是 收到 置了这个标志位的数据包，相应的内存、端口等连接资源都会被释放。从效果上来看就是TCP连接被关闭了。

而接收到 RST的一方，一般会看到一个 connection reset 或 connection refused 的报错。

TCP报头RST位

怎么知道收到RST了？

我们知道 内核 跟 应用层 是分开的两层，网络通信功能在内核，我们的客户端或服务端属于应用层。应用层 只能 通过 send/recv 与内核交互，才能感知到内核是不是收到了 RST 。

当本端收到远端发来的 RST 后， 内核 已经认为此链接已经关闭。

此时如果本端 应用层 尝试去执行 读数据 操作，比如 recv ，应用层就会收到 Connection reset by peer 的报错，意思是 远端已经关闭连接 。

ResetByPeer

如果本端 应用层 尝试去执行 写数据 操作，比如 send ，那么应用层就会收到 Broken pipe 的报错，意思是发送通道已经坏了。

BrokenPipe

这两个是开发过程中很经常遇到的报错，感觉大家可以 把这篇文章放进收藏夹吃灰 了，等遇到这个问题了，再打开来擦擦灰，说不定对你会有帮助。

出现RST的场景有哪些

RST 一般出现于异常情况，归类为 对端的端口不可用 和 socket提前关闭 。

端口不可用

端口不可用分为两种情况。要么是这个端口从来就没有"可用"过，比如根本就没监听 （listen） 过；要么就是曾经"可用"，但现在"不可用"了，比如服务 突然崩 了。

端口未监听

TCP连接未监听的端口

服务端 listen 方法会创建一个 sock 放入到全局的 哈希表 中。

此时客户端发起一个 connect 请求到服务端。服务端在收到数据包之后，第一时间会根据IP和端口从哈希表里去获取 sock 。

全局hash表

如果服务端执行过 listen ，就能从 全局哈希表 里拿到 sock 。

但如果服务端没有执行过 listen ，那 哈希表 里也就不会有对应的 sock ，结果当然是拿不到。此时， 正常情况下 服务端会发 RST 给客户端。

端口未监听就一定会发RST吗？

不一定 。上面提到，发RST的前提是 正常情况下 ，我们看下源码。

// net/ipv4/tcp_ipv4.c  
// 代码经过删减
int tcp_v4_rcv(struct sk_buff *skb)
{
    // 根据ip、端口等信息 获取sock。
    sk = __inet_lookup_skb(&tcp_hashinfo, skb, th->source, th->dest);
    if (!sk)
        goto no_tcp_socket;

no_tcp_socket:
    // 检查数据包有没有出错
    if (skb->len < (th->doff << 2) || tcp_checksum_complete(skb)) {
        // 错误记录
    } else {
        // 发送RST
        tcp_v4_send_reset(NULL, skb);
    }
}

内核在收到数据后会从物理层、数据链路层、网络层、传输层、应用层，一层一层往上传递。到传输层的时候，根据当前数据包的协议是 TCP还是UDP 走不一样的函数方法。可以简单认为， TCP 数据包都会走到 tcp_v4_rcv() 。这个方法会从 全局哈希表 里获取 sock ，如果此时服务端没有 listen() 过 , 那肯定获取不了 sock ，会跳转到 no_tcp_socket 的逻辑。

注意这里会先走一个 tcp_checksum_complete() ，目的是看看数据包的 校验和(Checksum) 是否合法。

校验和 可以验证数据从端到端的传输中是否出现异常。由发送端计算，然后由接收端验证。计算范围覆盖数据包里的TCP首部和TCP数据。

如果在发送端到接收端传输过程中，数据发生 任何改动 ，比如被第三方篡改，那么接收方能检测到校验和有差错，此时TCP段会被直接丢弃。如果校验和没问题，那才会发RST。

所以， 只有在数据包没问题的情况下，比如校验和没问题，才会发RST包给对端。

为什么数据包异常的情况下，不发RST？

一个数据包连校验都不能通过，那这个包， 多半有问题 。

有可能是在发送的过程中被篡改了，又或者，可能只是一个 胡乱伪造 的数据包。

五层网络，不管是哪一层 ，只要遇到了这种数据， 推荐的做法都是默默扔掉 ， 而不是 去回复一个消息告诉对方数据有问题。

如果对方用的是TCP，是可靠传输协议，发现很久没有 ACK 响应，自己就会重传。

如果对方用的是UDP，说明发送端已经接受了“不可靠会丢包”的事实，那丢了就丢了。

因此，数据包异常的情况下，默默扔掉，不发 RST ，非常合理。

还是不能理解？那我 再举个例子 。

正常人喷你，他说话 条理清晰，主谓宾分明 。此时你喷回去，那你是个充满热情，正直，富有判断力的好人。

而此时一个憨憨也想喷你，但他 思维混乱，连话都说不清楚，一直阿巴阿巴 的，你虽然听不懂，但 大受震撼 ，此时你会？

• A：跟他激情互喷
• B：不跟他一般见识，就当没听过

一般来说 最优选择是B ，毕竟你理他，他反而来劲。

这下，应该就懂了。

程序启动了但是崩了

端口不可用的场景里，除了端口未监听以外，还有可能是从前监听了，但服务端机器上做监听操作的 应用程序突然崩了 ，此时客户端还像往常一样正常发送消息，服务器内核协议栈收到消息后，则会 回一个RST 。在开发过程中， 这种情况是最常见的 。

比如你的服务端应用程序里，弄了个 空指针 ，或者 数组越界 啥的，程序立马就崩了。

TCP监听了但崩了

这种情况跟 端口未监听 本质上类似，在服务端的应用程序 崩溃后 ，原来监听的端口资源就被释放了，从效果上来看，类似于处于 CLOSED 状态。

此时服务端又收到了客户端发来的消息，内核协议栈会根据 IP端口 ，从全局哈希表里查找 sock ，结果当然是拿不到对应的 sock 数据，于是走了跟上面 "端口未监听" 时一样的逻辑，回了个 RST 。客户端在收到RST后也 释放了sock资源 ，从效果上来看，就是 连接断了 。

RST和502的关系

上面这张图，服务端程序崩溃后，如果客户端再有数据发送，会出现 RST 。但如果在客户端和服务端中间再加一个 nginx ，就像下图一样。

RST与502

nginx 会作为客户端和服务端之间的"中间人角色"，负责 转发 请求和响应结果。但当服务端程序 崩溃 ，比如出现 野指针或者OOM 的问题，那转发到服务器的请求，必然得不到响应，后端服务端还会返回一个 RST 给 nginx 。 nginx 在收到这个 RST 后会断开与服务端的连接，同时返回客户端一个 502 错误码。

所以，出现502问题，一般情况下都是因为后端程序崩了，基于这一点假设，去看看监控是不是发生了OOM或者日志是否有空指针等报错信息。

socket提前关闭

这种情况分为 本端 提前关闭，和 远端 提前关闭。

本端提前关闭

如果本端 socket 接收缓冲区 还有数据未读 ，此时 提前 close() socket。那么本端会先把接收缓冲区的数据清空，然后给远端发一个RST。

recvbuf非空

远端提前关闭

远端已经 close() 了 socket ，此时本端还尝试发数据给远端。那么远端就会回一个RST。

close()触发TCP四次挥手

大家知道，TCP是 全双工通信 ，意思是发送数据的同时，还可以接收数据。

Close() 的含义是，此时要同时 关闭发送和接收 消息的功能。

客户端执行 close() ， 正常情况下，会发出 第一次 挥手FIN，然后服务端回 第二次 挥手ACK。如果在 第二次和第三次挥手之间 ，如果服务方还尝试传数据给客户端，那么客户端不仅不收这个消息，还会发一个RST消息到服务端。直接结束掉这次连接。

对方没收到RST，会怎么样？

我们知道TCP是可靠传输，意味着本端发一个数据，远端在收到这个数据后就会回一个 ACK ，意思是"我收到这个包了"。

而RST，不需要ACK确认包 。

因为 RST 本来就是设计来处理异常情况的，既然都已经在异常情况下了，还指望对方能正常回你一个 ACK 吗？ 可以幻想，不要妄想。

但 问题又来了 ，网络环境这么复杂，丢包也是分分钟的事情，既然RST包不需要ACK来确认，那万一对方就是没收到RST，会怎么样？

RST丢失

RST丢了，问题不大。比方说上图服务端，发了RST之后，服务端就认为连接不可用了。

如果客户端之前 发送了数据 ，一直没等到这个数据的确认ACK，就会重发，重发的时候，自然就会触发一个新的RST包。

而如果客户端之前 没有发数据 ，但服务端的RST丢了，TCP有个keepalive机制，会定期发送探活包，这种数据包到了服务端，也会重新触发一个RST。

RST丢失后keepalive

收到RST就一定会断开连接吗?

先说结论， 不一定会断开 。我们看下源码。

// net/ipv4/tcp_input.c
static bool tcp_validate_incoming()
{
    // 获取sock
    struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);

    // step 1：先判断seq是否合法（是否在合法接收窗口范围内）
    if (!tcp_sequence(tp, TCP_SKB_CB(skb)->seq, TCP_SKB_CB(skb)->end_seq)) {
        goto discard;
    }

    // step 2：执行收到 RST 后该干的事情
    if (th->rst) {
        if (TCP_SKB_CB(skb)->seq == tp->rcv_nxt)
            tcp_reset(sk);
        else
            tcp_send_challenge_ack(sk);
        goto discard;
    }
}

收到RST包，第一步会通过 tcp_sequence 先看下这个seq是否合法，其实主要是看下这个seq是否在合法 接收窗口 范围内。 如果不在范围内，这个RST包就会被丢弃。

至于接收窗口是个啥，我们先看下面这个图。

接收窗口

这里 黄色的部分 ，就是指接收窗口，只要RST包的seq不在这个窗口范围内，那就会被丢弃。

为什么要校验是否在窗口范围内

正常情况下客户端服务端双方可以通过RST来断开连接。假设不做seq校验，如果这时候有不怀好意的第三方介入，构造了一个RST包，且在TCP和IP等报头都填上客户端的信息，发到服务端，那么服务端就会断开这个连接。同理也可以伪造服务端的包发给客户端。这就叫 RST攻击 。

RST攻

受到RST攻击时，从现象上看，客户端老感觉服务端崩了，这非常影响用户体验。

如果这是个游戏，我相信多崩几次，第二天大家就不来玩了。

实际消息发送过程中，接收窗口是不断移动的，seq也是在飞快的变动中，此时第三方是 比较难 构造出合法seq的RST包的，那么通过这个seq校验，就可以拦下了很多不合法的消息。

加了窗口校验就不能用RST攻击了吗

不是，只是增加了攻击的成本。 但如果想搞，还是可搞的。

以下是 面向监狱编程 的环节。

希望大家只 了解原理 就好了， 不建议使用 。

相信大家都不喜欢穿着蓝白条纹的衣服，拍 纯狱风 的照片。

从上面可以知道，不是每一个RST包都会导致连接重置的，要求是这个RST包的seq要在窗口范围内，所以，问题就变成了， 我们怎么样才能构造出合法的seq 。

盲猜seq

窗口数值seq本质上只是个uint32类型。

struct tcp_skb_cb {
    __u32       seq;        /* Starting sequence number */
}

如果在这个范围内疯狂猜测seq数值，并构造对应的包，发到目的机器，虽然概率低，但是总是能被试出来，从而实现 RST攻击 。这种乱棍打死老师傅的方式，就是所谓的 合法窗口盲打（blind in-window attacks） 。

觉得这种方式比较 笨 ？那有没有聪明点的方式，还真有，但是在这之前需要先看下面的这个问题。

已连接状态下收到第一次握手包会怎么样？

我们需要了解一个问题，比如服务端在已连接（ ESTABLISHED ）状态下，如果收到客户端发来的第一次握手包（ SYN ），会怎么样？

以前我以为 服务单会认为客户端憨憨了，直接RST连接。

但实际，并不是 。

static bool tcp_validate_incoming()
{
    struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);

    /* 判断seq是否在合法窗口内 */
    if (!tcp_sequence(tp, TCP_SKB_CB(skb)->seq, TCP_SKB_CB(skb)->end_seq)) {
        if (!th->rst) {
            // 收到一个不在合法窗口内的SYN包
            if (th->syn)
                goto syn_challenge;
        }
    }

    /* 
     * RFC 5691 4.2 : 发送 challenge ack
     */
    if (th->syn) {
syn_challenge:
        tcp_send_challenge_ack(sk);
    }
}

当客户端发出一个不在合法窗口内的SYN包的时候，服务端会发一个带有正确的seq数据ACK包出来，这个ACK包叫 challenge ack 。

challenge ack抓包

上图是抓包的结果，用 scapy 随便伪造一个 seq=5 的包发到服务端（ 端口9090 ），服务端回复一个带有正确seq值的 challenge ack 包给客户端（ 端口8888 ）。

利用challenge ack获取seq

上面提到的 这个challenge ack ，仿佛为盲猜seq的老哥们打开了一个新世界。

在获得这个 challenge ack 后，攻击程序就可以以ack值为基础，在一定范围内设置seq，这样造成RST攻击的几率就大大增加了。

利用ChallengeACK的RST攻击

总结

• RST其实是TCP包头里的一个标志位，目的是为了在 异常情况 下关闭连接。
• 内核收到RST后，应用层只能通过调用读/写操作来感知，此时会对应获得 Connection reset by peer 和 Broken pipe 报错。
• 发出RST后不需要得到对方的ACK确认包，因此RST丢失后对方不能立刻感知，但是通过下一次 重传 数据或keepalive 心跳包 可以导致RST重传。
• 收到RST包，不一定会断开连接，seq不在合法窗口范围内的数据包会被默默丢弃。 通过构造合法窗口范围内seq，可以造成RST攻击， 这一点大家了解就好，千万别学！