IP欺騙的技術(shù)

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) n5 V8 k' e+ LIP欺騙的技術(shù)比較復(fù)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。

假設(shè)B上的客戶運行rlogin與A上的rlogind通信：

1. B發(fā)送帶有SYN標(biāo)志的數(shù)據(jù)段通知A需要建立TCP連接。并將TCP報頭中的sequence number設(shè)置成自己本次連接的初始值ISN。
  _. S; H& f" C& D* M  T( @6 B8 m: }
2. A回傳給B一個帶有SYS+ACK標(biāo)志的數(shù)據(jù)段，告之自己的ISN，并確認(rèn)B發(fā)送來的第一個數(shù)據(jù)段，將acknowledge number設(shè)置成B的ISN+1。

3. B確認(rèn)收到的A的數(shù)據(jù)段，將acknowledge number設(shè)置成A的ISN+1。
+ a* C8 [6 Y* w: i2 W+ k$ C' n
/ f: S2 k0 z6 @B ---- SYN ----> A
B <---- SYN+ACK A
0 \3 T3 }, J; Z" e, R$ z5 c- `B ---- ACK ----> A
# \7 X% d0 Y/ V. T
TCP使用的sequence number是一個32位的計數(shù)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(jìn)行IP欺騙攻擊很重要。
7 b- ], t) P& ^4 G
$ v$ Y3 W) d& ~8 Z. L* O4 D基于遠(yuǎn)程過程調(diào)用RPC的命令，比如rlogin、rcp、rsh等等，根據(jù)/etc/hosts.equiv以及$HOME/.rhosts文件進(jìn)行安全校驗，其實質(zhì)是僅僅根據(jù)信源IP地址進(jìn)行用戶身份確認(rèn)，以便允許或拒絕用戶RPC。關(guān)于上述兩個文件請man，不喜歡看英文就去Unix版看看我以前灌過的一瓢水。
& c" f' n  D' b# A" ~) d
IP欺騙攻擊的描述：
1 G; e/ }! K( H" _7 g
* U  ~9 H3 b( u9 Y0 R; {1. 假設(shè)Z企圖攻擊A，而A信任B，所謂信任指/etc/hosts.equiv和$HOME/.rhosts中有相關(guān)設(shè)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
馬跡，厚積薄發(fā)。一次成功的攻擊其實主要不是因為技術(shù)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(shù)，卻不比人家酒桌上的巧妙提問，攻擊只以成功為終極目標(biāo)，不在乎手段。
& s9 l, M0 v3 j( _8 I
3 |, J- h+ R4 \# M9 D0 n! O2. 假設(shè)Z已經(jīng)知道了被信任的B，應(yīng)該想辦法使B的網(wǎng)絡(luò)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(wù)器的框架：

int initsockid, newsockid;
+ C- w' i% O) F1 Uif ((initsockid = socket(...)) <0) {
error("can't create socket");
}
if (bind(initsockid, ...) <0) {
error("bind error");
}
, Y) \/ P; C( z  t$ `0 Gif (listen(initsockid, 5) <0) {
% ]4 @( H5 v0 w% B" [1 |6 berror("listen error");
}
7 F" K9 M" [, Hfor (;;) {
+ g5 M1 S9 {' q6 d6 n3 u: Wnewsockid = accept(initsockid, ...); /* 阻塞 */
if (newsockid <0) {
( B# V/ {0 U; `error("accept error");
}
if (fork() == 0) { /* 子進(jìn)程 */
close(initsockid);
. ]$ E& W/ C  ~+ Z4 Y- xdo(newsockid); /* 處理客戶方請求 */
exit(0);
}
# p" U- u. X. N: T1 rclose(newsockid);
; e" D; E( I0 q2 @+ Y% N9 M}

! }/ L/ Y. J4 Z) Flisten函數(shù)中第二個參數(shù)是5，意思是在initsockid上允許的最大連接請求數(shù)目。如果某個時刻initsockid上的連接請求數(shù)目已經(jīng)達(dá)到5，后續(xù)到達(dá)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(diào)用已經(jīng)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(dǎo)致B的網(wǎng)絡(luò)功能暫 碧被盡?nbsp;
# a# K5 \1 o: K. _& ~( J' y
, n2 J5 G  \; z3 OZ向B發(fā)送多個帶有SYN標(biāo)志的數(shù)據(jù)段請求連接，注意將信源IP地址換成一個不存在的主機(jī)X；B向子虛烏有的X發(fā)送SYN+ACK數(shù)據(jù)段，但沒有任何來自X的ACK出現(xiàn)。B的IP層會報告B的TCP層，X不可達(dá)，但B的TCP層對此不予理睬，認(rèn)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。

Z(X) ---- SYN ----> B
3 L, s8 p. p$ F4 {" T* p3 \8 [* NZ(X) ---- SYN ----> B
Z(X) ---- SYN ----> B
Z(X) ---- SYN ----> B
Z(X) ---- SYN ----> B
......
X <---- SYN+ACK B
% _/ e- O0 B8 f6 j2 i8 uX <---- SYN+ACK B
X <---- SYN+ACK B
* p& k) X% z9 _1 o1 tX <---- SYN+ACK B
X <---- SYN+ACK B
......

作者認(rèn)為這樣就使得B網(wǎng)絡(luò)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(yīng)該只對特定的
服務(wù)(端口)，不應(yīng)該影響到全局。當(dāng)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(fù)載增大。至于SYN flood，回頭有機(jī)會我單獨灌一瓢有關(guān)DoS的。如何使B的網(wǎng)絡(luò)功能暫 碧被居 很多辦法，根據(jù)具體情況而定，不再贅述。

3. Z必須確定A當(dāng)前的ISN。首先連向25端口(SMTP是沒有安全校驗機(jī)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(fù)多次以便求出
RTT的平均值?，F(xiàn)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(jìn)入攻擊，否則在這之間有其他主機(jī)與A連接，
ISN將比預(yù)料的多出64000。

7 F6 l/ N# v3 A) h/ a4. Z向A發(fā)送帶有SYN標(biāo)志的數(shù)據(jù)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(shù)據(jù)段，B已經(jīng)無法響應(yīng)(憑什么？按照作者在2中所說，估計還達(dá)不到這個效果，因為Z必然要模仿B發(fā)起connect調(diào)用，connect調(diào)用會完成全相關(guān)，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(shù)據(jù)。除非Z模仿B發(fā)起
- i+ p& ^! L5 H$ O  r連接請求時打破常規(guī)，主動在客戶端調(diào)用bind函數(shù)，明確完成全相關(guān)，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?？墒侨绻@樣，完全不用攻擊B，bind的時候
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X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
簡單地丟棄A的回送數(shù)據(jù)段。
5 s0 I7 ], M+ T
6 B  y" c. s9 j1 b  r% ^) v: {5. 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(shù)據(jù)段帶有Z預(yù)測的A的ISN+1。如果預(yù)測準(zhǔn)確，連接建立，數(shù)據(jù)傳送開始。問題在于即使連接建立，A仍然會向B發(fā)送數(shù)據(jù)，而不是Z，Z仍然無法看到A發(fā)往B的數(shù)據(jù)段，Z必須蒙著頭按照rlogin協(xié)議標(biāo)準(zhǔn)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(yù)測不準(zhǔn)確，A將發(fā)送一個帶有RST標(biāo)志的數(shù)據(jù)段異常終止連接，Z只有從頭再來。
# o% x$ P0 d& Y- E% T1 N5 A
Z(B) ---- SYN ----> A
3 |$ p( ?5 l+ ?, y. q5 o, U+ {B <---- SYN+ACK A
; H8 f$ \) H7 u3 I3 }0 D3 U) c0 @Z(B) ---- ACK ----> A
2 B; _( |. W! g1 s, a  U8 R1 |4 lZ(B) ---- PSH ----> A
......

6. IP欺騙攻擊利用了RPC服務(wù)器僅僅依賴于信源IP地址進(jìn)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(yù)測A的ISN。作者認(rèn)為攻擊難度雖然大，但成功的可能性
5 r8 H7 O7 R6 E" j. m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(shè)Z就是這臺路由器，那么A回送到B的數(shù)據(jù)段，現(xiàn)在Z是可以看到的，顯然攻擊難度
- W, \+ {! f$ F2 [* Y7 ?; m驟然下降了許多。否則Z必須精確地預(yù)見可能從A發(fā)往B的信息，以及A期待來自B的什么應(yīng)答信息，這要求攻擊者對協(xié)議本身相當(dāng)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
1 X, q# c0 B" S. @" x, j成，必須寫程序完成。當(dāng)然在準(zhǔn)備階段可以用netxray之類的工具進(jìn)行協(xié)議分析。
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; \$ T" w) [  b) G1 S1 F7. 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(shù)？沒有仔細(xì)分析過，只是隨便猜測而已。并且與A、B、Z之間具體的網(wǎng)絡(luò)拓?fù)溆忻芮嘘P(guān)系，在某些情況下顯然大幅度
( o( x; T4 a7 U- u' d) Y# r  Z! L降低了攻擊難度。注意IP欺騙攻擊理論上是從廣域網(wǎng)上發(fā)起的，不局限于局域網(wǎng)，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(biāo)主
& H1 z6 k9 d+ j& U* m: o' ^8 Y! |機(jī)的shell，離root權(quán)限就不遠(yuǎn)了，最容易想到的當(dāng)然是接下來進(jìn)行buffer overflow攻擊。
* f9 S3 R7 a- A8 N" f8 B4 {
1 {2 n7 \2 R2 x8. 也許有人要問，為什么Z不能直接把自己的IP設(shè)置成B的？這個問題很不好回答，要具體分析網(wǎng)絡(luò)拓?fù)?，?dāng)然也存在ARP沖突、出不了網(wǎng)關(guān)等問題。那么在IP欺騙攻擊過程中是否存在ARP沖突問題。回想我前面貼過的ARP欺騙攻擊，如果B的ARP Cache沒有受到影響，就不會出現(xiàn)ARP沖突。如果Z向A發(fā)送數(shù)據(jù)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(xiàn)，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(jīng)down掉，那是再好不過(是嗎？)。

- [! c6 |1 k+ s$ t1 ^, x& I# u0 t* H9. fakeip曾經(jīng)沸沸揚揚了一下，我對之進(jìn)行端口掃描，發(fā)現(xiàn)其tcp端口113是接收入連接的。和IP欺騙等沒有直接聯(lián)系，和安全校驗是有關(guān)系的。當(dāng)然，這個東西并不如其名所暗示，對IP層沒有任何動作。

10. 關(guān)于預(yù)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(yù)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(shù)可以監(jiān)聽到A與B之間的通信，也容易些；否則預(yù)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(guān)系？看來需要看看TCP/IP內(nèi)部實現(xiàn)的源代碼。

未雨綢繆

0 a$ t; [* t6 w7 C4 H雖然IP欺騙攻擊有著相當(dāng)難度，但我們應(yīng)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(yù)防這種攻擊還是比較容易的，比如刪除所有的/etc/hosts.equiv、$HOME/.rhosts文件，修改/etc/inetd.conf文件，使得RPC機(jī)制無法運做，還可以殺掉portmapper等等。設(shè)置路由器，過濾來自外部而信源地址卻是內(nèi)部IP的報文。cisio公司的產(chǎn)品就有這種功能。不過路由器只防得了外部入侵，內(nèi)部入侵呢？
# U/ L) o& W& l; A/ o5 u
5 U2 {  S* O- W( y$ ]( _7 g6 K) ITCP的ISN選擇不是隨機(jī)的，增加也不是隨機(jī)的，這使攻擊者有規(guī)可循，可以修改與ISN相關(guān)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
( Y7 t% S) f( W, S, h! p/ E/ v
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(yù)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(yù)測，這需要時間和耐心?，F(xiàn)在越發(fā)明白什么是那種鍥而不舍永遠(yuǎn)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(xué)會的是這個，而不是浮華與喧囂。一個現(xiàn)成的bug足以讓你取得root權(quán)限，可你在做什么，你是否明白？我們太膚淺了......
7 ^: a8 |. u! I/ T) U 淺了......