TCP与UDP:原博客地址：https://blog.csdn.net/shanghairuoxiao/article/details/68927070
三次握手和四次挥手：原博客地址：https://blog.csdn.net/shanghairuoxiao/article/details/68927100
为什么不是两次和四次：https://blog.csdn.net/Runner1st/article/details/88242692
回答两次：①避免SYN洪泛攻击②讲解一种可能浪费资源的情况
①避免SYN洪泛攻击
在上面的讨论中我们知道，服务器收到一个SYN报文段时，分配并初始化连接变量和缓存，然后发送一个SYNACK进行响应。在收到来自客户端的ACK报文段之前，连接并没有完全建立，我们称它为半开连接 (half-open connection)。如果客户不发送ACK以完成三次握手的第三步，那么服务器会在一定时间内终止该半开连接，并回收分配的资源。
在这样的协议下，很容易被一种叫做SYN洪泛攻击 (SYN flood attack) 的拒绝服务攻击 (Denial of Service (DoS) attack) 侵袭。攻击者向服务器发送大量的TCP SYN报文段，而不完成三次握手的第三步，这样服务器不断为这些半开连接分配资源，导致服务器的连接资源消耗殆尽。
目前有一种防御机制可以抵御这种攻击，称为SYN cookie。
这种机制的思想在于，在收到SYN之后不马上进行分配资源（因为怕了），而是在第三步时判断连接的发起者是否为一个合法用户，如果是，再分配资源并建立连接。
首先，当服务器收到一个SYN时，不马上分配资源，而是按如下方式生成一个初始的序列号：该序列号是 “SYN报文段中的源和目的IP地址与端口号以及一个只有服务器自己知道的秘密数 (secret number) ” 的hash值，也就是说，只有知道这个秘密数，才可能算出这个序列号（这个初始序列号就称为“cookie”）。然后服务器就发送包含这个初始序列号的SYNACK。需要注意的是，服务器此时不维护任何关于该SYN的状态信息，甚至不用记住这个cookie值。所以如果客户没有返回一个ACK，那么对服务器来说就当什么时都没发生，现在SYN洪泛攻击就做不成了。
那么合法用户是怎样完成第三个步骤的呢？其实并没有什么改变，任然按照原来的方式进行，发送一个ACK给服务器。此时需要动点手脚的是服务端，服务端怎么判断这个ACK报文是对之前的SYNACK的确认呢？很简单，因为之前的SYNACK的序列号是根据“SYN报文段中的源和目的IP地址与端口号以及一个只有服务器自己知道的秘密数”算出来的，那么这次如果还是那个用户的话，那么源和目的IP地址与端口号是不会变的，然后秘密数服务端也知道，用原来的hash函数一算，就得出来了该序列号，然后加1，看是不是跟这个ACK报文的确认号相等，如果相等，那说明这个ACK对应之前的SYNACK，是合法的，于是创建一个连接。
②讲解一种可能浪费资源的情况
谢希仁版《计算机网络》对这个问题进行了讨论。总的来说，三次握手是为了防止当已失效的连接请求报文段突然又传到服务端，造成双方的不一致，导致资源的浪费。
“已失效的连接请求报文段”指的是这样的情况，客户端发出一个SYN报文段，由于阻塞或者其他原因在网络中滞留，以至于客户端认为丢包了（其实并没有丢），于是重新发出一个SYN报文段，假设这一次顺利完成了，那么双方建立连接。这看起来似乎没什么问题，但网络中有一个隐患，就是那个还在网络中传输的SYN报文段，如果这个SYN在连接期间被服务端收到了，那服务端只会无视它，这样就万事大吉了，但如果是在连接释放之后被收到呢？此时服务端认为有人向他发出连接请求，于是响应一个SYNACK回去，如果采用两次握手的话，那么服务器认为此时连接已经建立好了。但是当客户端收到这个SYNACK时，如果他并没有发起连接，那么他不会理睬这个SYNACK，就当没事发生过（如果客户端此时正好发起连接，那其实他也不会理睬这个SYNACK，因为确认号不对啊。）。那问题就大了，这时候服务器以为连接好了，向客户端发送数据，而客户端处于CLOSED状态，会丢弃这些包，这样就很浪费了。并且还有一个尴尬的问题，就是这个时候当客户端打算发起连接时，服务端又不理睬了，在这里尬这，他们就别想互发数据了。当然这些问题似乎不是不可解决的，当客户端发现服务端老是向自己发数据，而自己总是丢弃，可能会向服务端发一个RST（报文段的RST标记号为1），强制服务端关闭连接。但资源总归是浪费了一会了。而用三次握手就不会出现这样的问题。
回答四次：三次已经足够了，四次就会让费不必要的资源。