。 0 O+ x- \. c$ d
IP欺騙的技術比較復雜,不是簡單地照貓畫老虎就能掌握,但作為常規(guī)攻擊手段,有必要理解其原理,至少有利于自己的安全防范,易守難攻嘛。
: T: x! U7 L- W9 e6 \7 J
- L5 g Y% p3 v% V, S. {8 l8 N; p假設B上的客戶運行rlogin與A上的rlogind通信:
9 ]' P$ J. D# y1 U. Z
+ _& t8 Y/ [ `' e) |4 P1. B發(fā)送帶有SYN標志的數據段通知A需要建立TCP連接。并將TCP報頭中的sequence number設置成自己本次連接的初始值ISN。 * k4 o7 D/ s% m5 G: o! K# E
) U3 L$ `$ w3 t. D6 d* R0 A z2. A回傳給B一個帶有SYS+ACK標志的數據段,告之自己的ISN,并確認B發(fā)送來的第一個數據段,將acknowledge number設置成B的ISN+1。
: W/ T* v2 d5 T8 v! u- w2 T F5 z5 E% c4 t3 Z
3. B確認收到的A的數據段,將acknowledge number設置成A的ISN+1。
3 Y2 t5 c6 U5 e2 Z( o! f3 p2 a' @/ o: A: d6 O
B ---- SYN ----> A
; _2 c2 I0 T3 g) T/ HB <---- SYN+ACK A
+ t& h. a) ]8 G1 z1 T& b! w" fB ---- ACK ----> A
' O" b* `4 w, z
' B, u& l7 y" j( \' \) HTCP使用的sequence number是一個32位的計數器,從0-4294967295。TCP為每一個連接選擇一個初始序號ISN,為了防止因為延遲、重傳等擾亂三次握手,ISN不能隨便選取,不同系統(tǒng)有不同算法。理解TCP如何分配ISN以及ISN隨時間變化的規(guī)律,對于成功地進行IP欺騙攻擊很重要。
8 r o& z9 @6 ~3 L$ z2 U: ?$ S# O x6 T- M# E7 s P( i
基于遠程過程調用RPC的命令,比如rlogin、rcp、rsh等等,根據/etc/hosts.equiv以及$HOME/.rhosts文件進行安全校驗,其實質是僅僅根據信源IP地址進行用戶身份確認,以便允許或拒絕用戶RPC。關于上述兩個文件請man,不喜歡看英文就去Unix版看看我以前灌過的一瓢水。 7 Q' H5 Y! T# E& K8 C5 {
s7 o) @; o/ Z; Y, X" J3 o8 U0 S7 TIP欺騙攻擊的描述:
[0 P i! z4 ]8 w1 h$ m) D
( a( F* X) X, u" }1. 假設Z企圖攻擊A,而A信任B,所謂信任指/etc/hosts.equiv和$HOME/.rhosts中有相關設置。注意,如何才能知道A信任B呢?沒有什么確切的辦法。我的建議就是平時注意搜集蛛絲 ! R# w& `/ l( s( |- m8 B- E
馬跡,厚積薄發(fā)。一次成功的攻擊其實主要不是因為技術上的高明,而是因為信息搜集的廣泛翔實。動用了自以為很有成就感的技術,卻不比人家酒桌上的巧妙提問,攻擊只以成功為終極目標,不在乎手段。 " f9 { v2 d n4 X. ^+ V
" w4 U2 d4 S) \; P$ |/ t \; J
2. 假設Z已經知道了被信任的B,應該想辦法使B的網絡功能暫時癱瘓,以免對攻擊造成干擾。著名的SYN flood常常是一次IP欺騙攻擊的前奏。請看一個并發(fā)服務器的框架: & t+ ]' j) f$ F- u0 O, e f
# Z3 G1 ^5 E$ D' S9 E- kint initsockid, newsockid;
5 l& v1 N. r4 S- Pif ((initsockid = socket(...)) <0) { w _, I( F; N2 G& ?6 O, j0 o. V
error("can't create socket"); ; M$ J+ [+ T7 C+ B: _
} 4 R6 J+ B* k2 Y) @$ i
if (bind(initsockid, ...) <0) {
/ c# C6 |" R; Z+ _- O, P; serror("bind error");
6 ]6 {6 D* P' @# N8 a}
- ]4 p: ^& f3 i2 L5 ^ oif (listen(initsockid, 5) <0) {
) I; i/ ]( N# Y- Oerror("listen error");
' n+ _- d# U) l- S- _% d}
1 M1 O9 T, j% B( B! ^: mfor (;;) {
3 J5 U) `3 P6 @" h- d+ nnewsockid = accept(initsockid, ...); /* 阻塞 */ 1 n/ ^0 E8 {- } n' k
if (newsockid <0) {
5 O1 O" g* ]: k) o% cerror("accept error"); ; O/ {$ Y' X6 K% H
}
) k2 Y. A9 k& W7 a) z6 Iif (fork() == 0) { /* 子進程 */ 2 ~; ~' _3 g" `
close(initsockid); 7 f4 a0 g. D* L; y
do(newsockid); /* 處理客戶方請求 */ , c0 l$ n9 i" r/ C% G
exit(0);
: n, u, i: e6 a" w) Y1 i! T: ^} ! d+ N7 e+ s! K e( H, I, l3 u- L
close(newsockid); + U' K% e- S0 `, ~1 [
}
. o( V% l6 j s% F2 v0 W- u( w1 r- b( x! x. t# O2 X1 L8 l$ T
listen函數中第二個參數是5,意思是在initsockid上允許的最大連接請求數目。如果某個時刻initsockid上的連接請求數目已經達到5,后續(xù)到達initsockid的連接請求將被TCP丟棄。注意一旦連接通過三次握手建立完成,accept調用已經處理這個連接,則TCP連接請求隊列空出一個位置。所以這個5不是指initsockid上只能接受5個連接請求。SYN flood正是一種Denial of Service,導致B的網絡功能暫 碧被盡?nbsp;
* Z5 p8 A, u" S, ^
, i1 p' N" q% R+ [1 ~% }" ?Z向B發(fā)送多個帶有SYN標志的數據段請求連接,注意將信源IP地址換成一個不存在的主機X;B向子虛烏有的X發(fā)送SYN+ACK數據段,但沒有任何來自X的ACK出現。B的IP層會報告B的TCP層,X不可達,但B的TCP層對此不予理睬,認為只是暫時的。于是B在這個initsockid上再也不能接收正常的連接請求。 2 @; v) z$ y' u5 P
$ f( h% ]" H: I) fZ(X) ---- SYN ----> B
5 t# J5 I8 p- F1 h- a' X4 ^3 KZ(X) ---- SYN ----> B
+ `) I1 o6 }3 ]5 G) z" d8 F' IZ(X) ---- SYN ----> B ; ^ }1 h; D3 S$ z, T: m
Z(X) ---- SYN ----> B : k7 d' f3 O! _5 }9 E
Z(X) ---- SYN ----> B . [8 u0 e S* t" k# I+ [
...... d/ e0 ~ b. ?
X <---- SYN+ACK B 5 q3 Z. x& g3 W$ @" D
X <---- SYN+ACK B
% L1 J/ S& }; L; y7 {. o/ \X <---- SYN+ACK B + N4 _: o, r; L! A* j
X <---- SYN+ACK B
4 W1 Y4 D2 y4 t! rX <---- SYN+ACK B
$ r3 E" {$ Q1 H( U0 X( I...... + t' d( o: Y9 E9 z$ h4 V
2 s5 [ a/ A4 L+ e7 y
作者認為這樣就使得B網絡功能暫時癱瘓,可我覺得好象不對頭。因為B雖然在initsockid上無法接收TCP連接請求,但可以在another initsockid上接收,這種SYN flood應該只對特定的
& r6 g% `/ Y I) M9 Y服務(端口),不應該影響到全局。當然如果不斷地發(fā)送連接請求,就和用ping發(fā)洪水包一個道理,使得B的TCP/IP忙于處理負載增大。至于SYN flood,回頭有機會我單獨灌一瓢有關DoS的。如何使B的網絡功能暫 碧被居 很多辦法,根據具體情況而定,不再贅述。
& Z6 J9 H* C; u+ x! L) @
* t. A0 F' Q, U ?3. Z必須確定A當前的ISN。首先連向25端口(SMTP是沒有安全校驗機制的),與1中類似,不過這次需要記錄A的ISN,以及Z到A的大致的RTT(round trip time)。這個步驟要重復多次以便求出
; n8 ~% g! G _7 e; \& i7 rRTT的平均值?,F在Z知道了A的ISN基值和增加規(guī)律(比如每秒增加128000,每次連接增加64000),也知道了從Z到A需要RTT/2的時間。必須立即進入攻擊,否則在這之間有其他主機與A連接,
! ]! L/ N" `4 V+ a: d6 UISN將比預料的多出64000。 2 g y. ^+ @/ P3 [+ N) _
8 `+ W; }; [0 W& d: N, l4 l
4. Z向A發(fā)送帶有SYN標志的數據段請求連接,只是信源IP改成了B,注意是針對TCP513端口(rlogin)。A向B回送SYN+ACK數據段,B已經無法響應(憑什么?按照作者在2中所說,估計還達不到這個效果,因為Z必然要模仿B發(fā)起connect調用,connect調用會完成全相關,自動指定本地socket地址和端口,可事實上B很可能并沒有這樣一個端口等待接收數據。除非Z模仿B發(fā)起
8 g# s& L$ b6 H( V. i7 Z, B連接請求時打破常規(guī),主動在客戶端調用bind函數,明確完成全相關,這樣必然知道A會向B的某個端口回送,在2中也針對這個端口攻擊B。可是如果這樣,完全不用攻擊B,bind的時候
- A8 N9 o6 k) G0 U X指定一個B上根本不存在的端口即可。我也是想了又想,還沒來得及看看老外的源代碼,不妥之處有待商榷??傊?,覺得作者好象在蒙我們,他自己也沒有實踐成功過吧。),B的TCP層只是 ' x6 s2 w! a/ H5 y
簡單地丟棄A的回送數據段。
7 a H( A8 v# o
/ y8 E3 w0 a+ F# b! E1 f* }/ e5. Z暫停一小會兒,讓A有足夠時間發(fā)送SYN+ACK,因為Z看不到這個包。然后Z再次偽裝成B向A發(fā)送ACK,此時發(fā)送的數據段帶有Z預測的A的ISN+1。如果預測準確,連接建立,數據傳送開始。問題在于即使連接建立,A仍然會向B發(fā)送數據,而不是Z,Z仍然無法看到A發(fā)往B的數據段,Z必須蒙著頭按照rlogin協議標準假冒B向A發(fā)送類似 "cat + + >> ~/.rhosts" 這樣的命令,于是攻擊完成。如果預測不準確,A將發(fā)送一個帶有RST標志的數據段異常終止連接,Z只有從頭再來。
% i. t5 n k3 J8 ~. `9 h
' C# V) `7 ]: t% z7 o1 JZ(B) ---- SYN ----> A 6 s7 L& E4 ~) Q Z- `
B <---- SYN+ACK A ! [- q# g/ J7 `( N) ~/ \" `: A
Z(B) ---- ACK ----> A
4 U2 P& S. B0 f; C2 w$ O' Z* L: ^Z(B) ---- PSH ----> A * k: V2 o$ X* h* p. W4 }5 B1 R
......
6 y5 C$ x; H' t% p4 M7 ^3 W3 u4 I k8 t7 ]) {$ D
6. IP欺騙攻擊利用了RPC服務器僅僅依賴于信源IP地址進行安全校驗的特性,建議閱讀rlogind的源代碼。攻擊最困難的地方在于預測A的ISN。作者認為攻擊難度雖然大,但成功的可能性
6 n& {5 |, w0 N- H+ a- a7 M8 T0 ?也很大,不是很理解,似乎有點矛盾。考慮這種情況,入侵者控制了一臺由A到B之間的路由器,假設Z就是這臺路由器,那么A回送到B的數據段,現在Z是可以看到的,顯然攻擊難度
5 E7 D5 b$ @- d: O' h* M驟然下降了許多。否則Z必須精確地預見可能從A發(fā)往B的信息,以及A期待來自B的什么應答信息,這要求攻擊者對協議本身相當熟悉。同時需要明白,這種攻擊根本不可能在交互狀態(tài)下完
$ F5 o! Z4 {4 |" V$ q- ^- F5 k% a( z$ P4 a! z成,必須寫程序完成。當然在準備階段可以用netxray之類的工具進行協議分析。 + k2 e/ I5 u9 a3 Y
( e7 H6 A: i9 y7. 如果Z不是路由器,能否考慮組合使用ICMP重定向以及ARP欺騙等技術?沒有仔細分析過,只是隨便猜測而已。并且與A、B、Z之間具體的網絡拓撲有密切關系,在某些情況下顯然大幅度
. g1 o5 T+ Y, b降低了攻擊難度。注意IP欺騙攻擊理論上是從廣域網上發(fā)起的,不局限于局域網,這也正是這種攻擊的魅力所在。利用IP欺騙攻擊得到一個A上的shell,對于許多高級入侵者,得到目標主
, o3 A- x6 |0 m8 f' _機的shell,離root權限就不遠了,最容易想到的當然是接下來進行buffer overflow攻擊。
6 `9 m9 J( ?3 t8 C- m [7 A
) H- {7 w3 h# g' r8. 也許有人要問,為什么Z不能直接把自己的IP設置成B的?這個問題很不好回答,要具體分析網絡拓撲,當然也存在ARP沖突、出不了網關等問題。那么在IP欺騙攻擊過程中是否存在ARP沖突問題?;叵胛仪懊尜N過的ARP欺騙攻擊,如果B的ARP Cache沒有受到影響,就不會出現ARP沖突。如果Z向A發(fā)送數據段時,企圖解析A的MAC地址或者路由器的MAC地址,必然會發(fā)送ARP請求包,但這個ARP請求包中源IP以及源MAC都是Z的,自然不會引起ARP沖突。而ARP Cache只會被ARP包改變,不受IP包的影響,所以可以肯定地說,IP欺騙攻擊過程中不存在ARP沖突。相反,如果Z修改了自己的IP,這種ARP沖突就有可能出現,示具體情況而言。攻擊中連帶B一起攻擊了,其目的無非是防止B干擾了攻擊過程,如果B本身已經down掉,那是再好不過(是嗎?)。 : q6 b7 i$ a8 O0 F% q( s* t
% h1 ^6 b! G& h' S6 e( }8 p0 L. l
9. fakeip曾經沸沸揚揚了一下,我對之進行端口掃描,發(fā)現其tcp端口113是接收入連接的。和IP欺騙等沒有直接聯系,和安全校驗是有關系的。當然,這個東西并不如其名所暗示,對IP層沒有任何動作。
2 O5 g/ {8 U% f9 z* d5 ~/ x: y( N! e
( l7 t- ]+ q- Q+ O10. 關于預測ISN,我想到另一個問題。就是如何以第三方身份切斷A與B之間的TCP連接,實際上也是預測sequence number的問題。嘗試過,也很困難。如果Z是A與B之間的路由器,就不用說了;或者Z動用了別的技術可以監(jiān)聽到A與B之間的通信,也容易些;否則預測太難。作者在3中提到連接A的25端口,可我想不明白的是513端口的ISN和25端口有什么關系?看來需要看看TCP/IP內部實現的源代碼。 7 y! J! T1 W, }4 Y: A
% j) r; o7 ]# K s' y0 ^& [2 e4 \未雨綢繆 $ K! `; L% e6 M
, |+ S* Q; q- p$ }8 p雖然IP欺騙攻擊有著相當難度,但我們應該清醒地意識到,這種攻擊非常廣泛,入侵往往由這里開始。預防這種攻擊還是比較容易的,比如刪除所有的/etc/hosts.equiv、$HOME/.rhosts文件,修改/etc/inetd.conf文件,使得RPC機制無法運做,還可以殺掉portmapper等等。設置路由器,過濾來自外部而信源地址卻是內部IP的報文。cisio公司的產品就有這種功能。不過路由器只防得了外部入侵,內部入侵呢?
- i) |8 m* G' l, i/ k! H
# a) u& S0 P0 D4 e3 bTCP的ISN選擇不是隨機的,增加也不是隨機的,這使攻擊者有規(guī)可循,可以修改與ISN相關的代碼,選擇好的算法,使得攻擊者難以找到規(guī)律。估計Linux下容易做到,那solaris、irix、hp-unix還有aix呢?sigh % F: `7 s: j4 Q6 `" Q8 ?2 j3 C
; |2 v4 C4 {* W, D0 I
雖然作者紙上談兵,但總算讓我們了解了一下IP欺騙攻擊,我實驗過預測sequence number,不是ISN,企圖切斷一個TCP連接,感覺難度很大。作者建議要找到規(guī)律,不要盲目預測,這需要時間和耐心?,F在越發(fā)明白什么是那種鍥而不舍永遠追求的精神,我們所向往的傳奇故事背后有著如此沉默的艱辛和毅力,但愿我們學會的是這個,而不是浮華與喧囂。一個現成的bug足以讓你取得root權限,可你在做什么,你是否明白?我們太膚淺了......
+ x' d' j2 D( Q0 e; | 淺了...... |