1.1 TCP SYN拒絕服務(wù)攻擊

一般情況下，一個(gè)TCP連接的建立需要經(jīng)過三次握手的過程，即：

1、 建立發(fā)起者向目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)送一個(gè)TCP SYN報(bào)文；

2、目標(biāo)計(jì)算機(jī)收到這個(gè)SYN報(bào)文后，在內(nèi)存中創(chuàng)建TCP連接控制塊（TCB），然后向發(fā)起者回送一個(gè)TCP ACK報(bào)文，等待發(fā)起者的回應(yīng)；

3、 發(fā)起者收到TCP ACK報(bào)文后，再回應(yīng)一個(gè)ACK報(bào)文，這樣TCP連接就建立起來了。

利用這個(gè)過程，一些惡意的攻擊者可以進(jìn)行所謂的TCP SYN拒絕服務(wù)攻擊：

1、 攻擊者向目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)送一個(gè)TCP SYN報(bào)文；

2、目標(biāo)計(jì)算機(jī)收到這個(gè)報(bào)文后，建立TCP連接控制結(jié)構(gòu)（TCB），并回應(yīng)一個(gè)ACK，等待發(fā)起者的回應(yīng)；

3、而發(fā)起者則不向目標(biāo)計(jì)算機(jī)回應(yīng)ACK報(bào)文，這樣導(dǎo)致目標(biāo)計(jì)算機(jī)一致處于等待狀態(tài)。

可以看出，目標(biāo)計(jì)算機(jī)如果接收到大量的TCP SYN報(bào)文，而沒有收到發(fā)起者的第三次ACK回應(yīng)，會(huì)一直等待，處于這樣尷尬狀態(tài)的半連接如果很多，則會(huì)把目標(biāo)計(jì)算機(jī)的資源（TCB控制結(jié)構(gòu)，TCB，一般情況下是有限的）耗盡，而不能響應(yīng)正常的TCP連接請求。

1.2 ICMP洪水

正常情況下，為了對網(wǎng)絡(luò)進(jìn)行診斷，一些診斷程序，比如PING等，會(huì)發(fā)出ICMP響應(yīng)請求報(bào)文（ICMP ECHO），接收計(jì)算機(jī)接收到ICMP ECHO后，會(huì)回應(yīng)一個(gè)ICMP ECHO Reply報(bào)文。而這個(gè)過程是需要CPU處理的，有的情況下還可能消耗掉大量的資源，比如處理分片的時(shí)候。這樣如果攻擊者向目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)送大量的ICMP ECHO報(bào)文（產(chǎn)生ICMP洪水），則目標(biāo)計(jì)算機(jī)會(huì)忙于處理這些ECHO報(bào)文，而無法繼續(xù)處理其它的網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)報(bào)文，這也是一種拒絕服務(wù)攻擊（DOS）。

1.3 UDP洪水

原理與ICMP洪水類似，攻擊者通過發(fā)送大量的UDP報(bào)文給目標(biāo)計(jì)算機(jī)，導(dǎo)致目標(biāo)計(jì)算機(jī)忙于處理這些UDP報(bào)文而無法繼續(xù)處理正常的報(bào)文。

1.4 端口掃描

根據(jù)TCP協(xié)議規(guī)范，當(dāng)一臺(tái)計(jì)算機(jī)收到一個(gè)TCP連接建立請求報(bào)文（TCP SYN）的時(shí)候，做這樣的處理：

1、 如果請求的TCP端口是開放的，則回應(yīng)一個(gè)TCP ACK報(bào)文，并建立TCP連接控制結(jié)構(gòu)（TCB）；

2、 如果請求的TCP端口沒有開放，則回應(yīng)一個(gè)TCP RST（TCP頭部中的RST標(biāo)志設(shè)為1）報(bào)文，告訴發(fā)起計(jì)算機(jī)，該端口沒有開放。

相應(yīng)地，如果IP協(xié)議棧收到一個(gè)UDP報(bào)文，做如下處理：

1、如果該報(bào)文的目標(biāo)端口開放，則把該UDP報(bào)文送上層協(xié)議（UDP）處理，不回應(yīng)任何報(bào)文（上層協(xié)議根據(jù)處理結(jié)果而回應(yīng)的報(bào)文例外）；

2、如果該報(bào)文的目標(biāo)端口沒有開放，則向發(fā)起者回應(yīng)一個(gè)ICMP不可達(dá)報(bào)文，告訴發(fā)起者計(jì)算機(jī)該UDP報(bào)文的端口不可達(dá)。

利用這個(gè)原理，攻擊者計(jì)算機(jī)便可以通過發(fā)送合適的報(bào)文，判斷目標(biāo)計(jì)算機(jī)哪些TCP或UDP端口是開放的，過程如下：

1、發(fā)出端口號從0開始依次遞增的TCP SYN或UDP報(bào)文（端口號是一個(gè)16比特的數(shù)字，這樣最大為65535，數(shù)量很有限）；

2、如果收到了針對這個(gè)TCP報(bào)文的RST報(bào)文，或針對這個(gè)UDP報(bào)文的ICMP不可達(dá)報(bào)文，則說明這個(gè)端口沒有開放；

3、相反，如果收到了針對這個(gè)TCP SYN報(bào)文的ACK報(bào)文，或者沒有接收到任何針對該UDP報(bào)文的ICMP報(bào)文，則說明該TCP端口是開放的，UDP端口可能開放（因?yàn)橛械膶?shí)現(xiàn)中可能不回應(yīng)ICMP不可達(dá)報(bào)文，即使該UDP端口沒有開放）。

這樣繼續(xù)下去，便可以很容易的判斷出目標(biāo)計(jì)算機(jī)開放了哪些TCP或UDP端口，然后針對端口的具體數(shù)字，進(jìn)行下一步攻擊，這就是所謂的端口掃描攻擊。

1.5 分片IP報(bào)文攻擊

為了傳送一個(gè)大的IP報(bào)文，IP協(xié)議棧需要根據(jù)鏈路接口的MTU對該IP報(bào)文進(jìn)行分片，通過填充適當(dāng)?shù)腎P頭中的分片指示字段，接收計(jì)算機(jī)可以很容易的把這些IP分片報(bào)文組裝起來。

目標(biāo)計(jì)算機(jī)在處理這些分片報(bào)文的時(shí)候，會(huì)把先到的分片報(bào)文緩存起來，然后一直等待后續(xù)的分片報(bào)文，這個(gè)過程會(huì)消耗掉一部分內(nèi)存，以及一些IP協(xié)議棧的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。如果攻擊者給目標(biāo)計(jì)算機(jī)只發(fā)送一片分片報(bào)文，而不發(fā)送所有的分片報(bào)文，這樣攻擊者計(jì)算機(jī)便會(huì)一直等待（直到一個(gè)內(nèi)部計(jì)時(shí)器到時(shí)），如果攻擊者發(fā)送了大量的分片報(bào)文，就會(huì)消耗掉目標(biāo)計(jì)算機(jī)的資源，而導(dǎo)致不能相應(yīng)正常的IP報(bào)文，這也是一種DOS攻擊。

1.6 SYN比特和FIN比特同時(shí)設(shè)置

在TCP報(bào)文的報(bào)頭中，有幾個(gè)標(biāo)志字段：

1、 SYN：連接建立標(biāo)志，TCP SYN報(bào)文就是把這個(gè)標(biāo)志設(shè)置為1，來請求建立連接；

2、 ACK：回應(yīng)標(biāo)志，在一個(gè)TCP連接中，除了第一個(gè)報(bào)文（TCP SYN）外，所有報(bào)文都設(shè)置該字段，作為對上一個(gè)報(bào)文的相應(yīng)；

3、 FIN： 結(jié)束標(biāo)志，當(dāng)一臺(tái)計(jì)算機(jī)接收到一個(gè)設(shè)置了FIN標(biāo)志的TCP報(bào)文后，會(huì)拆除這個(gè)TCP連接；

4、 RST：復(fù)位標(biāo)志，當(dāng)IP協(xié)議棧接收到一個(gè)目標(biāo)端口不存在的TCP報(bào)文的時(shí)候，會(huì)回應(yīng)一個(gè)RST標(biāo)志設(shè)置的報(bào)文；

5、 PSH：通知協(xié)議棧盡快把TCP數(shù)據(jù)提交給上層程序處理。

正常情況下，SYN標(biāo)志（連接請求標(biāo)志）和FIN標(biāo)志（連接拆除標(biāo)志）是不能同時(shí)出現(xiàn)在一個(gè)TCP報(bào)文中的。而且RFC也沒有規(guī)定IP協(xié)議棧如何處理這樣的畸形報(bào)文，因此，各個(gè)操作系統(tǒng)的協(xié)議棧在收到這樣的報(bào)文后的處理方式也不同，攻擊者就可以利用這個(gè)特征，通過發(fā)送SYN和FIN同時(shí)設(shè)置的報(bào)文，來判斷操作系統(tǒng)的類型，然后針對該操作系統(tǒng)，進(jìn)行進(jìn)一步的攻擊。

1.7 沒有設(shè)置任何標(biāo)志的TCP報(bào)文攻擊

正常情況下，任何TCP報(bào)文都會(huì)設(shè)置SYN，F(xiàn)IN，ACK，RST，PSH五個(gè)標(biāo)志中的至少一個(gè)標(biāo)志，第一個(gè)TCP報(bào)文（TCP連接請求報(bào)文）設(shè)置SYN標(biāo)志，后續(xù)報(bào)文都設(shè)置ACK標(biāo)志。有的協(xié)議�；�于這樣的假設(shè)，沒有針對不設(shè)置任何標(biāo)志的TCP報(bào)文的處理過程，因此，這樣的協(xié)議棧如果收到了這樣的報(bào)文，可能會(huì)崩潰。攻擊者利用了這個(gè)特點(diǎn)，對目標(biāo)計(jì)算機(jī)進(jìn)行攻擊。

1.8 設(shè)置了FIN標(biāo)志卻沒有設(shè)置ACK標(biāo)志的TCP報(bào)文攻擊

正常情況下，ACK標(biāo)志在除了第一個(gè)報(bào)文（SYN報(bào)文）外，所有的報(bào)文都設(shè)置，包括TCP連接拆除報(bào)文（FIN標(biāo)志設(shè)置的報(bào)文）。但有的攻擊者卻可能向目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)送設(shè)置了FIN標(biāo)志卻沒有設(shè)置ACK標(biāo)志的TCP報(bào)文，這樣可能導(dǎo)致目標(biāo)計(jì)算機(jī)崩潰。

1.9 死亡之PING

TCP/IP規(guī)范要求IP報(bào)文的長度在一定范圍內(nèi)（比如，0－64K），但有的攻擊計(jì)算機(jī)可能向目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)出大于64K長度的PING報(bào)文，導(dǎo)致目標(biāo)計(jì)算機(jī)IP協(xié)議棧崩潰。

1.10 地址猜測攻擊

跟端口掃描攻擊類似，攻擊者通過發(fā)送目標(biāo)地址變化的大量的ICMP ECHO報(bào)文，來判斷目標(biāo)計(jì)算機(jī)是否存在。如果收到了對應(yīng)的ECMP ECHO REPLY報(bào)文，則說明目標(biāo)計(jì)算機(jī)是存在的，便可以針對該計(jì)算機(jī)進(jìn)行下一步的攻擊。

1.11 淚滴攻擊

對于一些大的IP包，需要對其進(jìn)行分片傳送，這是為了迎合鏈路層的MTU（最大傳輸單元）的要求。比如，一個(gè)4500字節(jié)的IP包，在MTU為1500的鏈路上傳輸?shù)臅r(shí)候，就需要分成三個(gè)IP包。

在IP報(bào)頭中有一個(gè)偏移字段和一個(gè)分片標(biāo)志（MF），如果MF標(biāo)志設(shè)置為1，則表面這個(gè)IP包是一個(gè)大IP包的片斷，其中偏移字段指出了這個(gè)片斷在整個(gè)IP包中的位置。例如，對一個(gè)4500字節(jié)的IP包進(jìn)行分片（MTU為1500），則三個(gè)片斷中偏移字段的值依次為：0，1500，3000。這樣接收端就可以根據(jù)這些信息成功的組裝該IP包。

如果一個(gè)攻擊者打破這種正常情況，把偏移字段設(shè)置成不正確的值，即可能出現(xiàn)重合或斷開的情況，就可能導(dǎo)致目標(biāo)操作系統(tǒng)崩潰。比如，把上述偏移設(shè)置為0，1300，3000。這就是所謂的淚滴攻擊。

1.12 帶源路由選項(xiàng)的IP報(bào)文

為了實(shí)現(xiàn)一些附加功能，IP協(xié)議規(guī)范在IP報(bào)頭中增加了選項(xiàng)字段，這個(gè)字段可以有選擇的攜帶一些數(shù)據(jù)，以指明中間設(shè)備（路由器）或最終目標(biāo)計(jì)算機(jī)對這些IP報(bào)文進(jìn)行額外的處理。

源路由選項(xiàng)便是其中一個(gè)，從名字中就可以看出，源路由選項(xiàng)的目的，是指導(dǎo)中間設(shè)備（路由器）如何轉(zhuǎn)發(fā)該數(shù)據(jù)報(bào)文的，即明確指明了報(bào)文的傳輸路徑。比如，讓一個(gè)IP報(bào)文明確的經(jīng)過三臺(tái)路由器R1，R2，R3，則可以在源路由選項(xiàng)中明確指明這三個(gè)路由器的接口地址，這樣不論三臺(tái)路由器上的路由表如何，這個(gè)IP報(bào)文就會(huì)依次經(jīng)過R1，R2，R3。而且這些帶源路由選項(xiàng)的IP報(bào)文在傳輸?shù)倪^程中，其源地址不斷改變，目標(biāo)地址也不斷改變，因此，通過合適的設(shè)置源路由選項(xiàng)，攻擊者便可以偽造一些合法的IP地址，而蒙混進(jìn)入網(wǎng)絡(luò)。

1.13 帶記錄路由選項(xiàng)的IP報(bào)文

記錄路由選項(xiàng)也是一個(gè)IP選項(xiàng)，攜帶了該選項(xiàng)的IP報(bào)文，每經(jīng)過一臺(tái)路由器，該路由器便把自己的接口地址填在選項(xiàng)字段里面。這樣這些報(bào)文在到達(dá)目的地的時(shí)候，選項(xiàng)數(shù)據(jù)里面便記錄了該報(bào)文經(jīng)過的整個(gè)路徑。

通過這樣的報(bào)文可以很容易的判斷該報(bào)文經(jīng)過的路徑，從而使攻擊者可以很容易的尋找其中的攻擊弱點(diǎn)。

1.14 未知協(xié)議字段的IP報(bào)文

在IP報(bào)文頭中，有一個(gè)協(xié)議字段，這個(gè)字段指明了該IP報(bào)文承載了何種協(xié)議，比如，如果該字段值為1，則表明該IP報(bào)文承載了ICMP報(bào)文，如果為6，則是TCP，等等。目前情況下，已經(jīng)分配的該字段的值都是小于100的，因此，一個(gè)帶大于100的協(xié)議字段的IP報(bào)文，可能就是不合法的，這樣的報(bào)文可能對一些計(jì)算機(jī)操作系統(tǒng)的協(xié)議棧進(jìn)行破壞。

1.15 IP地址欺騙

一般情況下，路由器在轉(zhuǎn)發(fā)報(bào)文的時(shí)候，只根據(jù)報(bào)文的目的地址查路由表，而不管報(bào)文的源地址是什么，因此，這樣就可能面臨一種危險(xiǎn)：如果一個(gè)攻擊者向一臺(tái)目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)出一個(gè)報(bào)文，而把報(bào)文的源地址填寫為第三方的一個(gè)IP地址，這樣這個(gè)報(bào)文在到達(dá)目標(biāo)計(jì)算機(jī)后，目標(biāo)計(jì)算機(jī)便可能向毫無知覺的第三方計(jì)算機(jī)回應(yīng)。這便是所謂的IP地址欺騙攻擊。

比較著名的SQL Server蠕蟲病毒，就是采用了這種原理。該病毒（可以理解為一個(gè)攻擊者）向一臺(tái)運(yùn)行SQL Server解析服務(wù)的服務(wù)器發(fā)送一個(gè)解析服務(wù)的UDP報(bào)文，該報(bào)文的源地址填寫為另外一臺(tái)運(yùn)行SQL Server解析程序（SQL Server 2000以后版本）的服務(wù)器，這樣由于SQL Server 解析服務(wù)的一個(gè)漏洞，就可能使得該UDP報(bào)文在這兩臺(tái)服務(wù)器之間往復(fù)，最終導(dǎo)致服務(wù)器或網(wǎng)絡(luò)癱瘓。

1.16 WinNuke攻擊

NetBIOS作為一種基本的網(wǎng)絡(luò)資源訪問接口，廣泛的應(yīng)用于文件共享，打印共享，進(jìn)程間通信（IPC），以及不同操作系統(tǒng)之間的數(shù)據(jù)交換。一般情況下，NetBIOS是運(yùn)行在LLC2鏈路協(xié)議之上的，是一種基于組播的網(wǎng)絡(luò)訪問接口。為了在TCP/IP協(xié)議棧上實(shí)現(xiàn)NetBIOS，RFC規(guī)定了一系列交互標(biāo)準(zhǔn)，以及幾個(gè)常用的TCP/UDP端口：

139：NetBIOS會(huì)話服務(wù)的TCP端口；

137：NetBIOS名字服務(wù)的UDP端口；

136：NetBIOS數(shù)據(jù)報(bào)服務(wù)的UDP端口。

WINDOWS操作系統(tǒng)的早期版本（WIN95/98/NT）的網(wǎng)絡(luò)服務(wù)（文件共享等）都是建立在NetBIOS之上的，因此，這些操作系統(tǒng)都開放了139端口（最新版本的WINDOWS 2000/XP/2003等，為了兼容，也實(shí)現(xiàn)了NetBIOS over TCP/IP功能，開放了139端口）。

WinNuke攻擊就是利用了WINDOWS操作系統(tǒng)的一個(gè)漏洞，向這個(gè)139端口發(fā)送一些攜帶TCP帶外（OOB）數(shù)據(jù)報(bào)文，但這些攻擊報(bào)文與正常攜帶OOB數(shù)據(jù)報(bào)文不同的是，其指針字段與數(shù)據(jù)的實(shí)際位置不符，即存在重合，這樣WINDOWS操作系統(tǒng)在處理這些數(shù)據(jù)的時(shí)候，就會(huì)崩潰。

1.17 Land攻擊

LAND攻擊利用了TCP連接建立的三次握手過程，通過向一個(gè)目標(biāo)計(jì)算機(jī)發(fā)送一個(gè)TCP SYN報(bào)文（連接建立請求報(bào)文）而完成對目標(biāo)計(jì)算機(jī)的攻擊。與正常的TCP SYN報(bào)文不同的是，LAND攻擊報(bào)文的源IP地址和目的IP地址是相同的，都是目標(biāo)計(jì)算機(jī)的IP地址。這樣目標(biāo)計(jì)算機(jī)接收到這個(gè)SYN報(bào)文后，就會(huì)向該報(bào)文的源地址發(fā)送一個(gè)ACK報(bào)文，并建立一個(gè)TCP連接控制結(jié)構(gòu)（TCB），而該報(bào)文的源地址就是自己，因此，這個(gè)ACK報(bào)文就發(fā)給了自己。這樣如果攻擊者發(fā)送了足夠多的SYN報(bào)文，則目標(biāo)計(jì)算機(jī)的TCB可能會(huì)耗盡，最終不能正常服務(wù)。這也是一種DOS攻擊。

1.18 Script/ActiveX攻擊

Script是一種可執(zhí)行的腳本，它一般由一些腳本語言寫成，比如常見的JAVA SCRIPT，VB SCRIPT等。這些腳本在執(zhí)行的時(shí)候，需要一個(gè)專門的解釋器來翻譯，翻譯成計(jì)算機(jī)指令后，在本地計(jì)算機(jī)上運(yùn)行。這種腳本的好處是，可以通過少量的程序?qū)懽�，而完成大量的功能�?/p>

這種SCRIPT的一個(gè)重要應(yīng)用就是嵌入在WEB頁面里面，執(zhí)行一些靜態(tài)WEB頁面標(biāo)記語言（HTML）無法完成的功能，比如本地計(jì)算，數(shù)據(jù)庫查詢和修改，以及系統(tǒng)信息的提取等。這些腳本在帶來方便和強(qiáng)大功能的同時(shí)，也為攻擊者提供了方便的攻擊途徑。如果攻擊者寫一些對系統(tǒng)有破壞的SCRIPT，然后嵌入在WEB頁面中，一旦這些頁面被下載到本地，計(jì)算機(jī)當(dāng)前用戶的權(quán)限執(zhí)行這些腳本，這樣，當(dāng)前用戶所具有的任何權(quán)限，SCRIPT都可以使用，可以想象這些惡意的SCRIPT的破壞程度有多強(qiáng)。這就是所謂的SCRIPT攻擊。

ActiveX是一種控件對象，它是建立在MICROSOFT的組件對象模型（COM）之上的，而COM則幾乎是Windows操作系統(tǒng)的基礎(chǔ)結(jié)構(gòu)�？梢院唵蔚睦斫猓�這些控件對象是由方法和屬性構(gòu)成的，方法即一些操作，而屬性則是一些特定的數(shù)據(jù)。這種控件對象可以被應(yīng)用程序加載，然后訪問其中的方法或?qū)傩�，以完成一些特定的功能�？梢哉f，COM提供了一種二進(jìn)制的兼容模型（所謂二進(jìn)制兼容，指的是程序模塊與調(diào)用的編譯環(huán)境，甚至操作系統(tǒng)沒有關(guān)系）。但需要注意的是，這種對象控件不能自己執(zhí)行，因?yàn)樗鼪]有自己的進(jìn)程空間，而只能由其它進(jìn)程加載，并調(diào)用其中的方法和屬性，這時(shí)候，這些控件便在加載進(jìn)程的進(jìn)程空間運(yùn)行，類似與操作系統(tǒng)的可加載模塊，比如DLL庫。

ActiveX控件可以嵌入在WEB頁面里面，當(dāng)瀏覽器下載這些頁面到本地后，相應(yīng)地也下載了嵌入在其中的ActiveX控件，這樣這些控件便可以在本地瀏覽器進(jìn)程空間中運(yùn)行（ActiveX空間沒有自己的進(jìn)程空間，只能由其它進(jìn)程加載并調(diào)用），因此，當(dāng)前用戶的權(quán)限有多大，ActiveX的破壞性便有多大。如果一個(gè)惡意的攻擊者編寫一個(gè)含有惡意代碼的ActiveX控件，然后嵌入在WEB頁面中，被一個(gè)瀏覽用戶下載后執(zhí)行，其破壞作用是非常大的。這便是所謂的ActiveX攻擊。

1.19 Smurf攻擊

ICMP ECHO請求包用來對網(wǎng)絡(luò)進(jìn)行診斷，當(dāng)一臺(tái)計(jì)算機(jī)接收到這樣一個(gè)報(bào)文后，會(huì)向報(bào)文的源地址回應(yīng)一個(gè)ICMP ECHO REPLY。一般情況下，計(jì)算機(jī)是不檢查該ECHO請求的源地址的，因此，如果一個(gè)惡意的攻擊者把ECHO的源地址設(shè)置為一個(gè)廣播地址，這樣計(jì)算機(jī)在恢復(fù)REPLY的時(shí)候，就會(huì)以廣播地址為目的地址，這樣本地網(wǎng)絡(luò)上所有的計(jì)算機(jī)都必須處理這些廣播報(bào)文。如果攻擊者發(fā)送的ECHO 請求報(bào)文足夠多，產(chǎn)生的REPLY廣播報(bào)文就可能把整個(gè)網(wǎng)絡(luò)淹沒。這就是所謂的smurf攻擊。

除了把ECHO報(bào)文的源地址設(shè)置為廣播地址外，攻擊者還可能把源地址設(shè)置為一個(gè)子網(wǎng)廣播地址，這樣，該子網(wǎng)所在的計(jì)算機(jī)就可能受影響。

1.20 虛擬終端（VTY）耗盡攻擊

這是一種針對網(wǎng)絡(luò)設(shè)備的攻擊，比如路由器，交換機(jī)等。這些網(wǎng)絡(luò)設(shè)備為了便于遠(yuǎn)程管理，一般設(shè)置了一些TELNET用戶界面，即用戶可以通過TELNET到該設(shè)備上，對這些設(shè)備進(jìn)行管理。

一般情況下，這些設(shè)備的TELNET用戶界面?zhèn)�數(shù)是有限制的，比如，5個(gè)或10個(gè)等。這樣，如果一個(gè)攻擊者同時(shí)同一臺(tái)網(wǎng)絡(luò)設(shè)備建立了5個(gè)或10個(gè)TELNET連接，這些設(shè)備的遠(yuǎn)程管理界面便被占盡，這樣合法用戶如果再對這些設(shè)備進(jìn)行遠(yuǎn)程管理，則會(huì)因?yàn)門ELNET連接資源被占用而失敗。

1.21 路由協(xié)議攻擊

網(wǎng)絡(luò)設(shè)備之間為了交換路由信息，常常運(yùn)行一些動(dòng)態(tài)的路由協(xié)議，這些路由協(xié)議可以完成諸如路由表的建立，路由信息的分發(fā)等功能。常見的路由協(xié)議有RIP，OSPF，IS-IS，BGP等。這些路由協(xié)議在方便路由信息管理和傳遞的同時(shí)，也存在一些缺陷，如果攻擊者利用了路由協(xié)議的這些權(quán)限，對網(wǎng)絡(luò)進(jìn)行攻擊，可能造成網(wǎng)絡(luò)設(shè)備路由表紊亂（這足可以導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)中斷），網(wǎng)絡(luò)設(shè)備資源大量消耗，甚至導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)設(shè)備癱瘓。

下面列舉一些常見路由協(xié)議的攻擊方式及原理：

1.21.1 針對RIP協(xié)議的攻擊

RIP，即路由信息協(xié)議，是通過周期性（一般情況下為30S）的路由更新報(bào)文來維護(hù)路由表的，一臺(tái)運(yùn)行RIP路由協(xié)議的路由器，如果從一個(gè)接口上接收到了一個(gè)路由更新報(bào)文，它就會(huì)分析其中包含的路由信息，并與自己的路由表作出比較，如果該路由器認(rèn)為這些路由信息比自己所掌握的要有效，它便把這些路由信息引入自己的路由表中。

這樣如果一個(gè)攻擊者向一臺(tái)運(yùn)行RIP協(xié)議的路由器發(fā)送了人為構(gòu)造的帶破壞性的路由更新報(bào)文，就很容易的把路由器的路由表搞紊亂，從而導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)中斷。

如果運(yùn)行RIP路由協(xié)議的路由器啟用了路由更新信息的HMAC驗(yàn)證，則可從很大程度上避免這種攻擊。

1.21.2 針對OSPF路由協(xié)議的攻擊

OSPF，即開放最短路徑優(yōu)先，是一種應(yīng)用廣泛的鏈路狀態(tài)路由協(xié)議。該路由協(xié)議基于鏈路狀態(tài)算法，具有收斂速度快，平穩(wěn)，杜絕環(huán)路等優(yōu)點(diǎn)，十分適合大型的計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)使用。OSPF路由協(xié)議通過建立鄰接關(guān)系，來交換路由器的本地鏈路信息，然后形成一個(gè)整網(wǎng)的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫，針對該數(shù)據(jù)庫，路由器就可以很容易的計(jì)算出路由表。

可以看出，如果一個(gè)攻擊者冒充一臺(tái)合法路由器與網(wǎng)絡(luò)中的一臺(tái)路由器建立鄰接關(guān)系，并向攻擊路由器輸入大量的鏈路狀態(tài)廣播（LSA，組成鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫的數(shù)據(jù)單元），就會(huì)引導(dǎo)路由器形成錯(cuò)誤的網(wǎng)絡(luò)拓?fù)浣Y(jié)構(gòu)，從而導(dǎo)致整個(gè)網(wǎng)絡(luò)的路由表紊亂，導(dǎo)致整個(gè)網(wǎng)絡(luò)癱瘓。

當(dāng)前版本的WINDOWS 操作系統(tǒng)（WIN 2K/XP等）都實(shí)現(xiàn)了OSPF路由協(xié)議功能，因此一個(gè)攻擊者可以很容易的利用這些操作系統(tǒng)自帶的路由功能模塊進(jìn)行攻擊。

跟RIP類似，如果OSPF啟用了報(bào)文驗(yàn)證功能（HMAC驗(yàn)證），則可以從很大程度上避免這種攻擊。

1.21.3 針對IS-IS路由協(xié)議的攻擊

IS-IS路由協(xié)議，即中間系統(tǒng)到中間系統(tǒng)，是ISO提出來對ISO的CLNS網(wǎng)絡(luò)服務(wù)進(jìn)行路由的一種協(xié)議，這種協(xié)議也是基于鏈路狀態(tài)的，原理與OSPF類似。IS-IS路由協(xié)議經(jīng)過擴(kuò)展，可以運(yùn)行在IP網(wǎng)絡(luò)中，對IP報(bào)文進(jìn)行選路。這種路由協(xié)議也是通過建立鄰居關(guān)系，收集路由器本地鏈路狀態(tài)的手段來完成鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫同步的。該協(xié)議的鄰居關(guān)系建立比OSPF簡單，而且也省略了OSPF特有的一些特性，使該協(xié)議簡單明了，伸縮性更強(qiáng)。

對該協(xié)議的攻擊與OSPF類似，通過一種模擬軟件與運(yùn)行該協(xié)議的路由器建立鄰居關(guān)系，然后傳頌給攻擊路由器大量的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)單元（LSP），可以導(dǎo)致整個(gè)網(wǎng)絡(luò)路由器的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫不一致（因?yàn)檎麄�(gè)網(wǎng)絡(luò)中所有路由器的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫都需要同步到相同的狀態(tài)），從而導(dǎo)致路由表與實(shí)際情況不符，致使網(wǎng)絡(luò)中斷。

與OSPF類似，如果運(yùn)行該路由協(xié)議的路由器啟用了IS-IS協(xié)議單元（PDU）HMAC驗(yàn)證功能，則可以從很大程度上避免這種攻擊。

1.22 針對設(shè)備轉(zhuǎn)發(fā)表的攻擊

為了合理有限的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)，網(wǎng)絡(luò)設(shè)備上一般都建立一些寄存器表項(xiàng)，比如MAC地址表，ARP表，路由表，快速轉(zhuǎn)發(fā)表，以及一些基于更多報(bào)文頭字段的表格，比如多層交換表，流項(xiàng)目表等。這些表結(jié)構(gòu)都存儲(chǔ)在設(shè)備本地的內(nèi)存中，或者芯片的片上內(nèi)存中，數(shù)量有限。如果一個(gè)攻擊者通過發(fā)送合適的數(shù)據(jù)報(bào)，促使設(shè)備建立大量的此類表格，就會(huì)使設(shè)備的存儲(chǔ)結(jié)構(gòu)消耗盡，從而不能正常的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)或崩潰。

下面針對幾種常見的表項(xiàng)，介紹其攻擊原理：

1.22.1 針對MAC地址表的攻擊

MAC地址表一般存在于以太網(wǎng)交換機(jī)上，以太網(wǎng)通過分析接收到的數(shù)據(jù)幀的目的MAC地址，來查本地的MAC地址表，然后作出合適的轉(zhuǎn)發(fā)決定。

這些MAC地址表一般是通過學(xué)習(xí)獲取的，交換機(jī)在接收到一個(gè)數(shù)據(jù)幀后，有一個(gè)學(xué)習(xí)的過程，該過程是這樣的：

a) 提取數(shù)據(jù)幀的源MAC地址和接收到該數(shù)據(jù)幀的端口號；

b) 查MAC地址表，看該MAC地址是否存在，以及對應(yīng)的端口是否符合；

c) 如果該MAC地址在本地MAC地址表中不存在，則創(chuàng)建一個(gè)MAC地址表項(xiàng)；

d) 如果存在，但對應(yīng)的出端口跟接收到該數(shù)據(jù)幀的端口不符，則更新該表；

e) 如果存在，且端口符合，則進(jìn)行下一步處理。

分析這個(gè)過程可以看出，如果一個(gè)攻擊者向一臺(tái)交換機(jī)發(fā)送大量源MAC地址不同的數(shù)據(jù)幀，則該交換機(jī)就可能把自己本地的MAC地址表學(xué)滿。一旦MAC地址表溢出，則交換機(jī)就不能繼續(xù)學(xué)習(xí)正確的MAC表項(xiàng)，結(jié)果是可能產(chǎn)生大量的網(wǎng)絡(luò)冗余數(shù)據(jù)，甚至可能使交換機(jī)崩潰。

而構(gòu)造一些源MAC地址不同的數(shù)據(jù)幀，是非常容易的事情。

1.22.2 針對ARP表的攻擊

ARP表是IP地址和MAC地址的映射關(guān)系表，任何實(shí)現(xiàn)了IP協(xié)議棧的設(shè)備，一般情況下都通過該表維護(hù)IP地址和MAC地址的對應(yīng)關(guān)系，這是為了避免ARP解析而造成的廣播數(shù)據(jù)報(bào)文對網(wǎng)絡(luò)造成沖擊。ARP表的建立一般情況下是通過二個(gè)途徑：

1、主動(dòng)解析，如果一臺(tái)計(jì)算機(jī)想與另外一臺(tái)不知道MAC地址的計(jì)算機(jī)通信，則該計(jì)算機(jī)主動(dòng)發(fā)ARP請求，通過ARP協(xié)議建立（前提是這兩臺(tái)計(jì)算機(jī)位于同一個(gè)IP子網(wǎng)上）；

2、被動(dòng)請求，如果一臺(tái)計(jì)算機(jī)接收到了一臺(tái)計(jì)算機(jī)的ARP請求，則首先在本地建立請求計(jì)算機(jī)的IP地址和MAC地址的對應(yīng)表。

因此，如果一個(gè)攻擊者通過變換不同的IP地址和MAC地址，向同一臺(tái)設(shè)備，比如三層交換機(jī)發(fā)送大量的ARP請求，則被攻擊設(shè)備可能會(huì)因?yàn)锳RP緩存溢出而崩潰。

針對ARP表項(xiàng)，還有一個(gè)可能的攻擊就是誤導(dǎo)計(jì)算機(jī)建立正確的ARP表。根據(jù)ARP協(xié)議，如果一臺(tái)計(jì)算機(jī)接收到了一個(gè)ARP請求報(bào)文，在滿足下列兩個(gè)條件的情況下，該計(jì)算機(jī)會(huì)用ARP請求報(bào)文中的源IP地址和源MAC地址更新自己的ARP緩存：

1、 如果發(fā)起該ARP請求的IP地址在自己本地的ARP緩存中；

2、 請求的目標(biāo)IP地址不是自己的。

可以舉一個(gè)例子說明這個(gè)過程，假設(shè)有三臺(tái)計(jì)算機(jī)A，B，C，其中B已經(jīng)正確建立了A和C計(jì)算機(jī)的ARP表項(xiàng)。假設(shè)A是攻擊者，此時(shí)，A發(fā)出一個(gè)ARP請求報(bào)文，該請求報(bào)文這樣構(gòu)造：

1、 源IP地址是C的IP地址，源MAC地址是A的MAC地址；

2、 請求的目標(biāo)IP地址是A的IP地址。

這樣計(jì)算機(jī)B在收到這個(gè)ARP請求報(bào)文后（ARP請求是廣播報(bào)文，網(wǎng)絡(luò)上所有設(shè)備都能收到），發(fā)現(xiàn)B的ARP表項(xiàng)已經(jīng)在自己的緩存中，但MAC地址與收到的請求的源MAC地址不符，于是根據(jù)ARP協(xié)議，使用ARP請求的源MAC地址（即A的MAC地址）更新自己的ARP表。

這樣B的ARP混存中就存在這樣的錯(cuò)誤ARP表項(xiàng)：C的IP地址跟A的MAC地址對應(yīng)。這樣的結(jié)果是，B發(fā)給C的數(shù)據(jù)都被計(jì)算機(jī)A接收到。

1.22.3 針對流項(xiàng)目表的攻擊

有的網(wǎng)絡(luò)設(shè)備為了加快轉(zhuǎn)發(fā)效率，建立了所謂的流緩存。所謂流，可以理解為一臺(tái)計(jì)算機(jī)的一個(gè)進(jìn)程到另外一臺(tái)計(jì)算機(jī)的一個(gè)進(jìn)程之間的數(shù)據(jù)流。如果表現(xiàn)在TCP/IP協(xié)議上，則是由（源IP地址，目的IP地址，協(xié)議號，源端口號，目的端口號）五元組共同確定的所有數(shù)據(jù)報(bào)文。

一個(gè)流緩存表一般由該五元組為索引，每當(dāng)設(shè)備接收到一個(gè)IP報(bào)文后，會(huì)首先分析IP報(bào)頭，把對應(yīng)的五元組數(shù)據(jù)提取出來，進(jìn)行一個(gè)HASH運(yùn)算，然后根據(jù)運(yùn)算結(jié)果查詢流緩存，如果查找成功，則根據(jù)查找的結(jié)果進(jìn)行處理，如果查找失敗，則新建一個(gè)流緩存項(xiàng)，查路由表，根據(jù)路由表查詢結(jié)果填完整這個(gè)流緩存，然后對數(shù)據(jù)報(bào)文進(jìn)行轉(zhuǎn)發(fā)（具體轉(zhuǎn)發(fā)是在流項(xiàng)目創(chuàng)建前還是創(chuàng)建后并不重要）。

可以看出，如果一個(gè)攻擊者發(fā)出大量的源IP地址或者目的IP地址變化的數(shù)據(jù)報(bào)文，就可能導(dǎo)致設(shè)備創(chuàng)建大量的流項(xiàng)目，因?yàn)椴煌�的源IP地址和不同的目標(biāo)IP地址對應(yīng)不同的流。這樣可能導(dǎo)致流緩存溢出。

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