源端口和目的端口： 用來表示發送主機的進程和接收主機的進程，實現TCP複用和分用
序號： TCP是面向字節流的，TCP連接中的每個字節都按序編號，序號字段又叫報文段序號，指的是當前報文段的第一個字節的序號，比如一報文段的序號字段爲301，數據有100字節，則序號爲301，下一個報文段應該從401開始，序號爲401
確認號：期望收到下一個報文段的第一個字節序號，比如A發送一個報文段序號爲501，數據長度爲200，則當B接收到501-700報文段，則希望下一次接收的數據序號爲701。
注意： 確認號 = N，表示到N-1爲止的所有數據都正確收到
數據偏移：佔4個比特位，最大能表示的數字爲1111（15），它的單位是4字節，這個字段實際上指出TCP首部長度，一般爲0101，也就是5 * 4 = 20字節，最大爲15 * 4 = 60字節，這也是TCP最大的首部長度（意味着選項和填充字段最大爲60 - 20 = 40字節）
保留：佔6位，以後使用，現在爲0
TCP的建立和釋放連接
在瞭解完TCP的報文格式，下一個重點就是，TCP的建立和釋放連接，書上一般形象稱爲：三次握手，四次揮手
我們知道TCP是面向連接的，概括來說有三個過程：
建立連接
傳輸數據
釋放連接
TCP連接的建立是採用客戶服務器方式，主動發起連接請求的應用進程稱爲客戶端，被動等待連接建立的成爲服務器。
TCP的連接建立
連接建立如下圖：
對於服務器而言，剛開始，它建立套接字，執行綁定，監聽函數之後處於listen狀態，等待客戶端發出請求，如果有則響應。
對於客戶端，A發送一個連接請求報文段，其中將首部中的SYN=1，同時選擇一個初始序號seq=x，TCP規定SYN報文段（即SYN=1的報文段）不能攜帶數據，不過還是要消耗一個序號，此時TCP客戶端處於SYN-SENT狀態。
B接受到連接請求報文段，如果同意則發送確認報文，在報文中將SYN=1，ACK=1，確認號設置爲x+1，注意它也會爲自己選擇一個初始序號seq=y，當然這個報文端也不攜帶數據但是消耗一個序號，此時TCP服務器端出於SYN-RCVD狀態。
最後客戶端收到B的確認還需要給出確認，這個確認報文段ACK=1，確認號ack=y+1，同時發送自己的序號seq=x+1，TCP規定，ACK報文段可攜帶數據，如果不攜帶數據數據則不消耗序號。這時，TCP連接已經建立，A進入established狀態。
當B接收到A確認後，也會進入established狀態。
以上就是三次握手的過程。那麼爲什麼是三次握手？兩次握手行不行？四次握手呢？我在知乎看到一個有意思的圖，可以幫我們理解這個問題：
爲什麼不是四次握手？很簡單，因爲三次握手就可以保證連接的正確建立，多一次握手浪費了網絡資源。那麼兩次握手爲什麼不能保證連接的正確建立呢？
謝希仁一書中講到：主要是爲了防止已失效的連接請求報文段突然又傳到了B造成錯誤。
什麼叫已失效的連接請求報文段？我們知道，網路的環境是異常複雜的，報文的傳輸是可能有滯留性的，也就是說，假如A發出一個連接請求報文，由於在網絡某個結點滯留太久，A以爲丟失報文段了就重發一個新的連接請求報文段，然而第一個報文段並沒有丟失經過一段時間都到達了B，這本來已失效了，但是B以爲A又發出一次連接請求，於是B分配資源建立連接。
然而A認爲第一個已經失效了，不會理會B的確認，也不會發送數據，而B還在傻傻的等着A發送數據，這樣子B的資源就被浪費了。
因此，採用三次握手纔會防止以上現象發生。B只有在三次握手後才真正分配資源建立連接，如果收不到確認也就不會建立連接。
瞭解SYN攻擊：
一、TCP握手協議
在TCP/IP協議中，TCP協議提供可靠的連接服務，採用三次握手建立一個連接。
第一次握手：建立連接時，客戶端發送syn包(syn=j)到服務器，並進入SYN_SEND狀態，等待服務器確認；
第二次握手：服務器收到syn包，必須確認客戶的SYN（ack=j+1），同時自己也發送一個SYN包（syn=k），即SYN+ACK包，此時服務器進入SYN_RECV狀態；
第三次握手：客戶端收到服務器的SYN＋ACK包，向服務器發送確認包ACK(ack=k+1)，此包發送完畢，客戶端和服務器進入ESTABLISHED狀態，完成三次握手。
完成三次握手，客戶端與服務器開始傳送數據，在上述過程中，還有一些重要的概念：未連接隊列：在三次握手協議中，服務器維護一個未連接隊列，該隊列爲每個客戶端的SYN包（syn=j）開設一個條目，該條目表明服務器已收到SYN包，並向客戶發出確認，正在等待客戶的確認包。這些條目所標識的連接在服務器處於Syn_RECV狀態，當服務器收到客戶的確認包時，刪除該條目，服務器進入ESTABLISHED狀態。
Backlog參數：表示未連接隊列的最大容納數目。SYN-ACK 重傳次數 服務器發送完SYN－ACK包，如果未收到客戶確認包，服務器進行首次重傳，等待一段時間仍未收到客戶確認包，進行第二次重傳，如果重傳次數超過系統規定的最大重傳次數，系統將該連接信息從半連接隊列中刪除。注意，每次重傳等待的時間不一定相同。
半連接存活時間：是指半連接隊列的條目存活的最長時間，也即服務從收到SYN包到確認這個報文無效的最長時間，該時間值是所有重傳請求包的最長等待時間總和。有時我們也稱半連接存活時間爲Timeout時間、SYN_RECV存活時間。
二、SYN攻擊原理
SYN攻擊屬於DOS攻擊的一種，它利用TCP協議缺陷，通過發送大量的半連接請求，耗費CPU和內存資源。SYN攻擊除了能影響主機外，還可以危害路由器、防火牆等網絡系統，事實上SYN攻擊並不管目標是什麼系統，只要這些系統打開TCP服務就可以實施。從上圖可看到，服務器接收到連接請求（syn=j），將此信息加入未連接隊列，併發送請求包給客戶（syn=k,ack=j+1），此時進入SYN_RECV狀態。當服務器未收到客戶端的確認包時，重發請求包，一直到超時，纔將此條目從未連接隊列刪除。配合IP欺騙，SYN攻擊能達到很好的效果，通常，客戶端在短時間內僞造大量不存在的IP地址，向服務器不斷地發送syn包，服務器回覆確認包，並等待客戶的確認，由於源地址是不存在的，服務器需要不斷的重發直至超時，這些僞造的SYN包將長時間佔用未連接隊列，正常的SYN請求被丟棄，目標系統運行緩慢，嚴重者引起網絡堵塞甚至系統癱瘓。
TCP的連接釋放
數據傳輸結束後，通信雙方都可以釋放連接。A的應用進程首先發送一個請求釋放報文段，並停止發送數據，這個報文段將FIN=1，序號設爲seq=u，此時A的應用進程進入FIN-wait-1狀態。
B接收到釋放報文段即發送確認，確認號爲ack=u+1，這報文段自己的序號爲seq=v，然後B進入Close-wait狀態。此時，TCP連接處於半連接狀態，也就是說A到B這個連接已經釋放了，但是B如果要發送數據，A仍要接收，這個狀態可能要持續一會兒。
當B沒有要發送的數據，就釋放連接，此時發送的報文段必須使FIN=1，因此中間可能發送一些數據，所以seq=w，同時還必須重複上次已經發送的確認好ack=u+1。
最後A在收到B的連接釋放報文，發出確認報文，將ACK=1，確認號爲ack=w+1，而自己序號爲seq=w+1。
爲什麼A在Time-Wait必須等待兩個MSL時間？
