1樓：匿名使用者
常見網路攻擊原理
1.1 tcp syn拒絕服務攻擊
一般情況下，乙個tcp連線的建立需要經過三次握手的過程，即：
1、 建立發起者向目標計算機傳送乙個tcp syn報文；
2、 目標計算機收到這個syn報文後，在記憶體中建立tcp連線控制塊（tcb），然後向發起者回送乙個tcp ack報文，等待發起者的回應；
3、 發起者收到tcp ack報文後，再回應乙個ack報文，這樣tcp連線就建立起來了。
利用這個過程，一些惡意的攻擊者可以進行所謂的tcp syn拒絕服務攻擊：
1、 攻擊者向目標計算機傳送乙個tcp syn報文；
2、 目標計算機收到這個報文後，建立tcp連線控制結構（tcb），並回應乙個ack，等待發起者的回應；
3、 而發起者則不向目標計算機回應ack報文，這樣導致目標計算機一致處於等待狀態。
可以看出，目標計算機如果接收到大量的tcp syn報文，而沒有收到發起者的第三次ack回應，會一直等待，處於這樣尷尬狀態的半連線如果很多，則會把目標計算機的資源（tcb控制結構，tcb，一般情況下是有限的）耗盡，而不能響應正常的tcp連線請求。
1.2 icmp洪水
正常情況下，為了對網路進行診斷，一些診斷程式，比如ping等，會發出icmp響應請求報文（icmp echo），接收計算機接收到icmp echo後，會回應乙個icmp echo reply報文。而這個過程是需要cpu處理的，有的情況下還可能消耗掉大量的資源，比如處理分片的時候。這樣如果攻擊者向目標計算機傳送大量的icmp echo報文（產生icmp洪水），則目標計算機會忙於處理這些echo報文，而無法繼續處理其它的網路資料報文，這也是一種拒絕服務攻擊（dos）。
1.3 udp洪水
原理與icmp洪水類似，攻擊者通過傳送大量的udp報文給目標計算機，導致目標計算機忙於處理這些udp報文而無法繼續處理正常的報文。
1.4 埠掃瞄
根據tcp協議規範，當一台計算機收到乙個tcp連線建立請求報文（tcp syn）的時候，做這樣的處理：
1、 如果請求的tcp埠是開放的，則回應乙個tcp ack報文，並建立tcp連線控制結構（tcb）；
2、 如果請求的tcp埠沒有開放，則回應乙個tcp rst（tcp頭部中的rst標誌設為1）報文，告訴發起計算機，該埠沒有開放。
相應地，如果ip協議棧收到乙個udp報文，做如下處理：
1、 如果該報文的目標埠開放，則把該udp報文送上層協議（udp）處理，不回應任何報文（上層協議根據處理結果而回應的報文例外）；
2、 如果該報文的目標埠沒有開放，則向發起者回應乙個icmp不可達報文，告訴發起者計算機該udp報文的埠不可達。
利用這個原理，攻擊者計算機便可以通過傳送合適的報文，判斷目標計算機哪些tcp或udp埠是開放的，過程如下：
1、 發出埠號從0開始依次遞增的tcp syn或udp報文（埠號是乙個16位元的數字，這樣最大為65535，數量很有限）；
2、 如果收到了針對這個tcp報文的rst報文，或針對這個udp報文的icmp不可達報文，則說明這個埠沒有開放；
3、 相反，如果收到了針對這個tcp syn報文的ack報文，或者沒有接收到任何針對該udp報文的icmp報文，則說明該tcp埠是開放的，udp埠可能開放（因為有的實現中可能不回應icmp不可達報文，即使該udp埠沒有開放）。
這樣繼續下去，便可以很容易的判斷出目標計算機開放了哪些tcp或udp埠，然後針對埠的具體數字，進行下一步攻擊，這就是所謂的埠掃瞄攻擊。
1.5 分片ip報文攻擊
為了傳送乙個大的ip報文，ip協議棧需要根據鏈路介面的mtu對該ip報文進行分片，通過填充適當的ip頭中的分片指示字段，接收計算機可以很容易的把這些ip分片報文組裝起來。
目標計算機在處理這些分片報文的時候，會把先到的分片報文快取起來，然後一直等待後續的分片報文，這個過程會消耗掉一部分記憶體，以及一些ip協議棧的資料結構。如果攻擊者給目標計算機只傳送一片分片報文，而不傳送所有的分片報文，這樣攻擊者計算機便會一直等待（直到乙個內部計時器到時），如果攻擊者傳送了大量的分片報文，就會消耗掉目標計算機的資源，而導致不能相應正常的ip報文，這也是一種dos攻擊。
1.6 syn位元和fin位元同時設定
在tcp報文的報頭中，有幾個標誌字段：
1、 syn：連線建立標誌，tcp syn報文就是把這個標誌設定為1，來請求建立連線；
2、 ack：回應標誌，在乙個tcp連線中，除了第乙個報文（tcp syn）外，所有報文都設定該欄位，作為對上乙個報文的相應；
3、 fin：結束標誌，當一台計算機接收到乙個設定了fin標誌的tcp報文後，會拆除這個tcp連線；
4、 rst：復位標誌，當ip協議棧接收到乙個目標埠不存在的tcp報文的時候，會回應乙個rst標誌設定的報文；
5、 psh：通知協議棧盡快把tcp資料提交給上層程式處理。
正常情況下，syn標誌（連線請求標誌）和fin標誌（連線拆除標誌）是不能同時出現在乙個tcp報文中的。而且rfc也沒有規定ip協議棧如何處理這樣的畸形報文，因此，各個作業系統的協議棧在收到這樣的報文後的處理方式也不同，攻擊者就可以利用這個特徵，通過傳送syn和fin同時設定的報文，來判斷作業系統的型別，然後針對該作業系統，進行進一步的攻擊。
1.7 沒有設定任何標誌的tcp報文攻擊
正常情況下，任何tcp報文都會設定syn，fin，ack，rst，psh五個標誌中的至少乙個標誌，第乙個tcp報文（tcp連線請求報文）設定syn標誌，後續報文都設定ack標誌。有的協議棧基於這樣的假設，沒有針對不設定任何標誌的tcp報文的處理過程，因此，這樣的協議棧如果收到了這樣的報文，可能會崩潰。攻擊者利用了這個特點，對目標計算機進行攻擊。
1.8 設定了fin標誌卻沒有設定ack標誌的tcp報文攻擊
正常情況下，ack標誌在除了第乙個報文（syn報文）外，所有的報文都設定，包括tcp連線拆除報文（fin標誌設定的報文）。但有的攻擊者卻可能向目標計算機傳送設定了fin標誌卻沒有設定ack標誌的tcp報文，這樣可能導致目標計算機崩潰。
1.9 死亡之ping
tcp/ip規範要求ip報文的長度在一定範圍內（比如，0－64k），但有的攻擊計算機可能向目標計算機發出大於64k長度的ping報文，導致目標計算機ip協議棧崩潰。
1.10 位址猜測攻擊
跟埠掃瞄攻擊類似，攻擊者通過傳送目標位址變化的大量的icmp echo報文，來判斷目標計算機是否存在。如果收到了對應的ecmp echo reply報文，則說明目標計算機是存在的，便可以針對該計算機進行下一步的攻擊。
1.11 淚滴攻擊
對於一些大的ip包，需要對其進行分片傳送，這是為了迎合鏈路層的mtu（最大傳輸單元）的要求。比如，乙個4500位元組的ip包，在mtu為1500的鏈路上傳輸的時候，就需要分成三個ip包。
在ip報頭中有乙個偏移欄位和乙個分片標誌（mf），如果mf標誌設定為1，則表面這個ip包是乙個大ip包的片斷，其中偏移字段指出了這個片斷在整個ip包中的位置。例如，對乙個4500位元組的ip包進行分片（mtu為1500），則三個片斷中偏移欄位的值依次為：0，1500，3000。
這樣接收端就可以根據這些資訊成功的組裝該ip包。
如果乙個攻擊者打破這種正常情況，把偏移字段設定成不正確的值，即可能出現重合或斷開的情況，就可能導致目標作業系統崩潰。比如，把上述偏移設定為0，1300，3000。這就是所謂的淚滴攻擊。
1.12 帶源路由選項的ip報文
為了實現一些附加功能，ip協議規範在ip報頭中增加了選項字段，這個字段可以有選擇的攜帶一些資料，以指明中間裝置（路由器）或最終目標計算機對這些ip報文進行額外的處理。
源路由選項便是其中乙個，從名字中就可以看出，源路由選項的目的，是指導中間裝置（路由器）如何**該資料報文的，即明確指明了報文的傳輸路徑。比如，讓乙個ip報文明確的經過三颱路由器r1，r2，r3，則可以在源路由選項中明確指明這三個路由器的介面位址，這樣不論三颱路由器上的路由表如何，這個ip報文就會依次經過r1，r2，r3。而且這些帶源路由選項的ip報文在傳輸的過程中，其源位址不斷改變，目標位址也不斷改變，因此，通過合適的設定源路由選項，攻擊者便可以偽造一些合法的ip位址，而蒙混進入網路。
1.13 帶記錄路由選項的ip報文
記錄路由選項也是乙個ip選項，攜帶了該選項的ip報文，每經過一台路由器，該路由器便把自己的介面位址填在選項字段裡面。這樣這些報文在到達目的地的時候，選項資料裡面便記錄了該報文經過的整個路徑。
通過這樣的報文可以很容易的判斷該報文經過的路徑，從而使攻擊者可以很容易的尋找其中的攻擊弱點。
1.14 未知協議欄位的ip報文
在ip報文頭中，有乙個協議字段，這個字段指明了該ip報文承載了何種協議 ，比如，如果該字段值為1，則表明該ip報文承載了icmp報文，如果為6，則是tcp，等等。目前情況下，已經分配的該字段的值都是小於100的，因此，乙個帶大於100的協議欄位的ip報文，可能就是不合法的，這樣的報文可能對一些計算機作業系統的協議棧進行破壞。
1.15 ip位址欺騙
一般情況下，路由器在**報文的時候，只根據報文的目的位址查路由表，而不管報文的源位址是什麼，因此，這樣就 可能面臨一種危險：如果乙個攻擊者向一台目標計算機發出乙個報文，而把報文的源位址填寫為第三方的乙個ip位址，這樣這個報文在到達目標計算機後，目標計算機便可能向毫無知覺的第三方計算機回應。這便是所謂的ip位址欺騙攻擊。
比較著名的sql server蠕蟲病毒，就是採用了這種原理。該病毒（可以理解為乙個攻擊者）向一台執行sql server解析服務的伺服器傳送乙個解析服務的udp報文，該報文的源位址填寫為另外一台執行sql server解析程式（sql server 2000以後版本）的伺服器，這樣由於sql server 解析服務的乙個漏洞，就可能使得該udp報文在這兩台伺服器之間往復，最終導致伺服器或網路癱瘓。
1.16 winnuke攻擊
***bios作為一種基本的網路資源訪問介面，廣泛的應用於檔案共享，列印共享，程序間通訊（ipc），以及不同作業系統之間的資料交換。一般情況下，***bios是執行在llc2鏈路協議之上的，是一種基於組播的網路訪問介面。為了在tcp/ip協議棧上實現***bios，rfc規定了一系列互動標準，以及幾個常用的tcp/udp埠：
139：***bios會話服務的tcp埠；
137：***bios名字服務的udp埠；
136：***bios資料報服務的udp埠。
windows作業系統的早期版本（win95/98/nt）的網路服務（檔案共享等）都是建立在***bios之上的，因此，這些作業系統都開放了139埠（最新版本的windows 2000/xp/2003等，為了相容，也實現了***bios over tcp/ip功能，開放了139埠）。
winnuke攻擊就是利用了windows作業系統的乙個漏洞，向這個139埠傳送一些攜帶tcp帶外（oob）資料報文，但這些攻擊報文與正常攜帶oob資料報文不同的是，其指標欄位與資料的實際位置不符，即存在重合，這樣windows作業系統在處理這些資料的時候，就會崩潰。
1.17 land攻擊
land攻擊利用了tcp連線建立的三次握手過程，通過向乙個目標計算機傳送乙個tcp syn報文（連線建立請求報文）而完成對目標計算機的攻擊。與正常的tcp syn報文不同的是，land攻擊報文的源ip位址和目的ip位址是相同的，都是目標計算機的ip位址。這樣目標計算機接收到這個syn報文後，就會向該報文的源位址傳送乙個ack報文，並建立乙個tcp連線控制結構（tcb），而該報文的源位址就是自己，因此，這個ack報文就發給了自己。
這樣如果攻擊者傳送了足夠多的syn報文，則目標計算機的tcb可能會耗盡，最終不能正常服務。這也是一種dos攻擊。
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