TCP标志位 RST作用、原理、攻击_tcp rst处理

TCP报头的标志位

　　TCP报头中一共有六个标志位：URG/ACK/PSH/RST/SYN/FIN。 
SYN
　　TCP三次握手中，如果A是发起端，则A就对服务器发一个SYN报文。表示建立连接。
ACK
　　收到数据或请求后发送响应时发送ACK报文。
RST
　　关闭异常连接
FIN
　　TCP四次挥手时，表示关闭连接 　
PSH
　　　发送端需要发送一段数据，这个数据需要接收端一收到就进行向上交付。而接收端在收到PSH标志位有效的数据时，迅速将数据交付给应用层。所以PSH又叫急迫比特。 
　　　但是现在已经不需要将数据交付给应用层了，因为这些效果在TCP栈已经可以自行处理这些问题了。
URG
　　URG成为紧急指针，意为URG位有效的数据包，是一个紧急需要处理的数据包，需要接收端在接收到之后迅速处理。

PSH与URG的区别

　　说了这么多，是不是发现PSH与URG的效果相似，但是聪明的计算机网络创建者会将两个相同的标志位放入一起吗？很明显不会，所以PSH和URG的区别是什么？ 
　　首先，PSH与URG的相似之处在于二者所在的数据包都是急需接收端处理的报文。 
　　不同之处在于PSH位有效时，当前的数据还会被发送到接收端的缓冲区，并刷新缓冲区，将当前缓冲区中所有数据都交付给上一层——应用层。 
　　 PSH位就是用来通告接收方立即将收到的报文连同TCP接收缓存里的数据递交应用进程处理，一般会出现在发送方封装最后一个应用字段的TCP报文中，针对TCP交互式应用,则只要封装有应用字段的TCP报文，均会将PSH位置1。当然，应用程序的开发者，可以根据需要，在某个应用功能模块或某个应用操作中,将所有封装应用字段的TCP报文PSH位置1，以提高交互双方的处理效率,这在理论上应该也是可行的。 
　　 URG位有效的数据包也是在当前报文需要接收端立即处理，但是当前报文不需要经过接收端的缓冲区，直接越过缓冲区，交付往接收端的应用层。
借鉴：https://blog.csdn.net/sinat_36118270/article/details/73927628 

RST作用？原理？RST攻击

RST标志位
正常关闭连接的时候使用FIN，但是如果是关闭异常连接，则使用RST，发送RST包。与FIN包存在两点不同：
RST不必等缓冲区的包都发出去，直接就丢弃缓存区的包发送RST包。而FIN需要先处理完缓存区的包
接收端收到RST包后，也不必发送ACK包来确认。而FIN需要ACK包确认

TCP处理程序会在自己认为的异常时刻发送RST包。存在如下几种场景：

1）A向B发起连接，但B之上并没有应用监听相应的端口，这时B操作系统上的TCP处理程序会发RST包。
2）请求超时
有89、27两台主机。主机89向主机27发送了一个SYN，表示希望连接8888端口，主机27回应了主机89一个SYN表示可以连接。但是主机89却很不友好，莫名其妙的发送了一个RST表示我不想连接你了。
后来经过排查发现，在主机89上的程序在建立了socket之后，用setsockopt的SO_RCVTIMEO选项设置了recv的超时时间为100ms。而我们看上面的抓包结果表示，从主机89发出SYN到接收SYN的时间多达110ms。（从15:01:27.799961到15:01:27.961886， 小数点之后的单位是微秒）。因此主机89上的程序认为接收超时，所以发送了RST拒绝进一步发送数据。
3）在一个已关闭的socket上收到数据
比如，AB正常建立连接了，正在通讯时，A向B发送了FIN包要求关连接，B发送ACK后，网断了，A通过若干原因放弃了这个连接（例如进程重启）。网通了后，B又开始发数据包，A收到后表示压力很大，不知道这野连接哪来的，就发了个RST包强制把连接关了，B收到后会出现connect reset by peer错误。
4）字节流接收不完全
关于TCP，我想我们在教科书里都读到过一句话，'TCP是一种可靠的连接'。 而这可靠有这样一种含义，那就是操作系统接收到的来自TCP连接中的每一个字节，我都会让应用程序接收到。如果应用程序不接收怎么办？RST。
打开一个socket然后连接一个服务器并发送5000个字节。刚才我们看服务器的代码，每次只接收4096个字节，那么就是说客户端发送的剩下的4个字节服务端的应用程序没有接收到，服务器端的socket就被关闭掉，这种情况下服务器就会向客户端发送了一个RST，断开连接

RST攻击

A和服务器B之间建立了TCP连接，此时C伪造了一个TCP包发给B，使B异常的断开了与A之间的TCP连接，就是RST攻击了。
那么伪造什么样的TCP包可以达成目的呢？
1）假定C伪装成A发过去的包，这个包如果是RST包的话，毫无疑问，B将会丢弃与A的缓冲区上所有数据，强制关掉连接。
2）如果发过去的包是SYN包，那么，B会表示A已经发疯了（与OS的实现有关），正常连接时又来建新连接，B主动向A发个RST包，并在自己这端强制关掉连接。
这两种方式都能够达到复位攻击的效果。似乎挺恐怖，然而关键是，如何能伪造成A发给B的包呢？这里有两个关键因素，源端口和序列号。
一个TCP连接都是四元组，由源IP、源端口、目标IP、目标端口唯一确定一个连接。所以，如果C要伪造A发给B的包，要在上面提到的IP头和TCP头，把源IP、源端口、目标IP、目标端口都填对。这里B作为服务器，IP和端口是公开的，A是我们要下手的目标，IP当然知道，但A的源端口就不清楚了，因为这可能是A随机生成的。当然，如果能够对常见的OS如windows和linux找出生成source port规律的话，还是可以搞定的。

序列号问题是与滑动窗口对应的，伪造的TCP包里需要填序列号，如果序列号的值不在A之前向B发送时B的滑动窗口内，B是会主动丢弃的。所以我们要找到能落到当时的AB间滑动窗口的序列号。这个可以暴力解决，因为一个sequence长度是32位，取值范围0-4294967296，如果窗口大小像上图中我抓到的windows下的65535的话，只需要相除，就知道最多只需要发65537（4294967296/65535=65537）个包就能有一个序列号落到滑动窗口内。RST包是很小的，IP头＋TCP头也才40字节，算算我们的带宽就知道这实在只需要几秒钟就能搞定。
那么，序列号不是问题，源端口会麻烦点，如果各个操作系统不能完全随机的生成源端口，或者黑客们能通过其他方式获取到source port，RST攻击易如反掌，后果很严重
借鉴：https://blog.csdn.net/erlib/article/details/50132307