TCP SYNACK FINRSTPSHURG 详解.docx
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TCPSYNACKFINRSTPSHURG详解
三次握手Three-wayHandshake
一个虚拟连接的建立是通过三次握手来实现的
1.(B)-->[SYN]-->(A)
假如服务器A和客户机B通讯.当A要和B通信时,B首先向A发一个SYN(Synchronize)标记的包,告诉A请求建立连接.
注意:
一个SYN包就是仅SYN标记设为1的TCP包(参见TCP包头Resources).认识到这点很重要,只有当A受到B发来的SYN包,才可建立连接,除此之外别无他法。
因此,如果你的防火墙丢弃所有的发往外网接口的SYN包,那么你将不能让外部任何主机主动建立连接。
2.(B)<--[SYN/ACK]<--(A)
接着,A收到后会发一个对SYN包的确认包(SYN/ACK)回去,表示对第一个SYN包的确认,并继续握手操作.
注意:
SYN/ACK包是仅SYN和ACK标记为1的包.
3.(B)-->[ACK]-->(A)
B收到SYN/ACK包,B发一个确认包(ACK),通知A连接已建立。
至此,三次握手完成,一个TCP连接完成
Note:
ACK包就是仅ACK标记设为1的TCP包.需要注意的是当三此握手完成、连接建立以后,TCP连接的每个包都会设置ACK位
这就是为何连接跟踪很重要的原因了.没有连接跟踪,防火墙将无法判断收到的ACK包是否属于一个已经建立的连接.一般的包过滤(Ipchains)收到ACK包时,会让它通过(这绝对不是个好主意).而当状态型防火墙收到此种包时,它会先在连接表中查找是否属于哪个已建连接,否则丢弃该包
四次握手Four-wayHandshake
四次握手用来关闭已建立的TCP连接
1.(B)-->ACK/FIN-->(A)
2.(B)<--ACK<--(A)
3.(B)<--ACK/FIN<--(A)
4.(B)-->ACK-->(A)
注意:
由于TCP连接是双向连接,因此关闭连接需要在两个方向上做。
ACK/FIN包(ACK和FIN标记设为1)通常被认为是FIN(终结)包.然而,由于连接还没有关闭,FIN包总是打上ACK标记.没有ACK标记而仅有FIN标记的包不是合法的包,并且通常被认为是恶意的
连接复位Resettingaconnection
四次握手不是关闭TCP连接的唯一方法.有时,如果主机需要尽快关闭连接(或连接超时,端口或主机不可达),RST(Reset)包将被发送.注意在,由于RST包不是TCP连接中的必须部分,可以只发送RST包(即不带ACK标记).但在正常的TCP连接中RST包可以带ACK确认标记
请注意RST包是可以不要收到方确认的?
无效的TCP标记InvalidTCPFlags
到目前为止,你已经看到了SYN,ACK,FIN,和RST标记.另外,还有PSH(Push)和URG(Urgent)标记.
最常见的非法组合是SYN/FIN包.注意:
由于SYN包是用来初始化连接的,它不可能和FIN和RST标记一起出现.这也是一个恶意攻击.
由于现在大多数防火墙已知SYN/FIN包,别的一些组合,例如SYN/FIN/PSH,SYN/FIN/RST,SYN/FIN/RST/PSH。
很明显,当网络中出现这种包时,很你的网络肯定受到攻击了。
别的已知的非法包有FIN(无ACK标记)和"NULL"包。
如同早先讨论的,由于ACK/FIN包的出现是为了关闭一个TCP连接,那么正常的FIN包总是带有ACK标记。
"NULL"包就是没有任何TCP标记的包(URG,ACK,PSH,RST,SYN,FIN都为0)。
到目前为止,正常的网络活动下,TCP协议栈不可能产生带有上面提到的任何一种标记组合的TCP包。
当你发现这些不正常的包时,肯定有人对你的网络不怀好意。
UDP(用户数据包协议UserDatagramProtocol)
TCP是面向连接的,而UDP是非连接的协议。
UDP没有对接受进行确认的标记和确认机制。
对丢包的处理是在应用层来完成的。
(oraccidentalarrival).
此处需要重点注意的事情是:
在正常情况下,当UDP包到达一个关闭的端口时,会返回一个UDP复位包。
由于UDP是非面向连接的,因此没有任何确认信息来确认包是否正确到达目的地。
因此如果你的防火墙丢弃UDP包,它会开放所有的UDP端口(?
)。
由于Internet上正常情况下一些包将被丢弃,甚至某些发往已关闭端口(非防火墙的)的UDP包将不会到达目的,它们将返回一个复位UDP包。
因为这个原因,UDP端口扫描总是不精确、不可靠的。
看起来大UDP包的碎片是常见的DOS(DenialofService)攻击的常见形式(这里有个DOS攻击的例子,).
ICMP(网间控制消息协议InternetControlMessageProtocol)
如同名字一样,ICMP用来在主机/路由器之间传递控制信息的协议。
ICMP包可以包含诊断信息(ping,traceroute-注意目前unix系统中的traceroute用UDP包而不是ICMP),错误信息(网络/主机/端口不可达network/host/portunreachable),信息(时间戳timestamp,地址掩码addressmaskrequest,etc.),或控制信息(sourcequench,redirect,etc.)。
你可以在http:
//www.iana.org/assignments/icmp-parameters中找到ICMP包的类型。
尽管ICMP通常是无害的,还是有些类型的ICMP信息需要丢弃。
Redirect(5),AlternateHostAddress(6),RouterAdvertisement(9)能用来转发通讯。
Echo(8),Timestamp(13)andAddressMaskRequest(17)能用来分别判断主机是否起来,本地时间和地址掩码。
注意它们是和返回的信息类别有关的。
它们自己本身是不能被利用的,但它们泄露出的信息对攻击者是有用的。
ICMP消息有时也被用来作为DOS攻击的一部分(例如:
洪水pingfloodping,死ping?
呵呵,有趣pingofdeath)?
/p>
包碎片注意ANoteAboutPacketFragmentation
如果一个包的大小超过了TCP的最大段长度MSS(MaximumSegmentSize)或MTU(MaximumTransmissionUnit),能够把此包发往目的的唯一方法是把此包分片。
由于包分片是正常的,它可以被利用来做恶意的攻击。
因为分片的包的第一个分片包含一个包头,若没有包分片的重组功能,包过滤器不可能检测附加的包分片。
典型的攻击Typicalattacksinvolveinoverlappingthepacketdatainwhichpacketheaderis典型的攻击TypicalattacksinvolveinoverlappingthepacketdatainwhichpacketheaderisnormaluntilisitoverwrittenwithdifferentdestinationIP(orport)therebybypassingfirewallrules。
包分片能作为DOS攻击的一部分,它可以crasholderIPstacks或涨死CPU连接能力。
Netfilter/Iptables中的连接跟踪代码能自动做分片重组。
它仍有弱点,可能受到饱和连接攻击,可以把CPU资源耗光。
握手阶段:
序号方向seqack
1 A->B100000
2B->A2000010000+1=10001
3A->B1000120000+1=20001
解释:
1:
A向B发起连接请求,以一个随机数初始化A的seq,这里假设为10000,此时ACK=0
2:
B收到A的连接请求后,也以一个随机数初始化B的seq,这里假设为20000,意思是:
你的请求我已收到,我这方的数据流就从这个数开始。
B的ACK是A的seq加1,即10000+1=10001
3:
A收到B的回复后,它的seq是它的上个请求的seq加1,即10000+1=10001,意思也是:
你的回复我收到了,我这方的数据流就从这个数开始。
A此时的ACK是B的seq加1,即20000+1=20001
数据传输阶段:
序号 方向 seqacksize
23A->B40000700001514
24B->A7000040000+1514-54=4146054
25A->B4146070000+54-54=700001514
26B->A7000041460+1514-54=4292054
解释:
23:
B接收到A发来的seq=40000,ack=70000,size=1514的数据包
24:
于是B向A也发一个数据包,告诉B,你的上个包我收到了。
B的seq就以它收到的数据包的ACK填充,ACK是它收到的数据包的SEQ加上数据包的大小(不包括以太网协议头,IP头,TCP头),以证实B发过来的数据全收到了。
25:
A在收到B发过来的ack为41460的数据包时,一看到41460,正好是它的上个数据包的seq加上包的大小,就明白,上次发送的数据包已安全到达。
于是它再发一个数据包给B。
这个正在发送的数据包的seq也以它收到的数据包的ACK填充,ACK就以它收到的数据包的seq(70000)加上包的size(54)填充,即ack=70000+54-54(全是头长,没数据项)。
其实在握手和结束时确认号应该是对方序列号加1,传输数据时则是对方序列号加上对方携带应用层数据的长度.如果从以太网包返回来计算所加的长度,就嫌走弯路了.
另外,如果对方没有数据过来,则自己的确认号不变,序列号为上次的序列号加上本次应用层数据发送长度.
在TCP/IP协议中,TCP协议提供可靠的连接服务,采用三次握手建立一个连接,如图1所示。
(1)第一次握手:
建立连接时,客户端A发送SYN包(SYN=j)到服务器B,并进入SYN_SEND状态,等待服务器B确认。
(2)第二次握手:
服务器B收到SYN包,必须确认客户A的SYN(ACK=j+1),同时自己也发送一个SYN包(SYN=k),即SYN+ACK包,此时服务器B进入SYN_RECV状态。
(3)第三次握手:
客户端A收到服务器B的SYN+ACK包,向服务器B发送确认包ACK(ACK=k+1),此包发送完毕,客户端A和服务器B进入ESTABLISHED状态,完成三次握手。
完成三次握手,客户端与服务器开始传送数据。
图1TCP三次握手建立连接
由于TCP连接是全双工的,因此每个方向都必须单独进行关闭。
这个原则是当一方完成它的数据发送任务后就能发送一个FIN来终止这个方向的连接。
收到一个FIN只意味着这一方向上没有数据流动,一个TCP连接在收到一个FIN后仍能发送数据。
首先进行关闭的一方将执行主动关闭,而另一方执行被动关闭。
(1)客户端A发送一个FIN,用来关闭客户A到服务器B的数据传送(报文段4)。
(2)服务器B收到这个FIN,它发回一个ACK,确认序号为收到的序号加1(报文段5)。
和SYN一样,一个FIN将占用一个序号。
(3)服务器B关闭与客户端A的连接,发送一个FIN给客户端A(报文段6)。
(4)客户端A发回ACK报文确认,并将确认序号设置为收到序号加1(报文段7)。
TCP采用四次挥手关闭连接如图2所示。
图2 TCP四次挥手关闭连接
1.为什么建立连接协议是三次握手,而关闭连接却是四次握手呢?
这是因为服务端的LISTEN状态下的SOCKET当收到SYN报文的建连请求后,它可以把ACK和SYN(ACK起应答作用,而SYN起同步作用)放在一个报文里来发送。
但关闭连接时,当收到对方的FIN报文通知时,它仅仅表示对方没有数据发送给你了;但未必你所有的数据都全部发送给对方了,所以你可以未必会马上会关闭SOCKET,也即你可能还需要发送一些数据给对方之后,再发送FIN报文给对方来表示你同意现在可以关闭连接了,所以它这里的ACK报文和FIN报文多数情况下都是分开发送的。
2.为什么TIME_WAIT状态还需要等2MSL后才能返回到CLOSED状态?
这是因为虽然双方都同意关闭连接了,而且握手的4个报文也都协调和发送完毕,按理可以直接回到CLOSED状态(就好比从SYN_SEND状态到ESTABLISH状态那样);但是因为我们必须要假想网络是不可靠的,你无法保证你最后发送的ACK报文会一定被对方收到,因此对方处于LAST_ACK状态下的SOCKET可能会因为超时未收到ACK报文,而重发FIN报文,所以这个TIME_WAIT状态的作用就是用来重发可能丢失的ACK报文。
TCP状态机
TCP协议的操作可以使用一个具有11种状态的有限状态机(FiniteStateMachine)来表示,图3-12描述了TCP的有限状态机,图中的圆角矩形表示状态,箭头表示状态之间的转换,各状态的描述如表3-2所示。
图中用粗线表示客户端主动和被动的服务器端建立连接的正常过程:
客户端的状态变迁用粗实线,服务器端的状态变迁用粗虚线。
细线用于不常见的序列,如复位、同时打开、同时关闭等。
图中的每条状态变换线上均标有“事件/动作”:
事件是指用户执行了系统调用(CONNECT、LISTEN、SEND或CLOSE)、收到一个报文段(SYN、FIN、ACK或RST)、或者是出现了超过两倍最大的分组生命期的情况;动作是指发送一个报文段(SYN、FIN或ACK)或什么也没有(用“-”表示)。
每个连接均开始于CLOSED状态。
当一方执行了被动的连接原语(LISTEN)或主动的连接原语(CONNECT)时,它便会脱离CLOSED状态。
如果此时另一方执行了相对应的连接原语,连接便建立了,并且状态变为ESTABLISHED。
任何一方均可以首先请求释放连接,当连接被释放后,状态又回到了CLOSED。
表3-2TCP状态表
状态
描述
CLOSED
关闭状态,没有连接活动或正在进行
LISTEN
监听状态,服务器正在等待连接进入
SYNRCVD
收到一个连接请求,尚未确认
SYNSENT
已经发出连接请求,等待确认
ESTABLISHED
连接建立,正常数据传输状态
FINWAIT1
(主动关闭)已经发送关闭请求,等待确认
FINWAIT2
(主动关闭)收到对方关闭确认,等待对方关闭请求
TIMEDWAIT
完成双向关闭,等待所有分组死掉
CLOSING
双方同时尝试关闭,等待对方确认
CLOSEWAIT
(被动关闭)收到对方关闭请求,已经确认
LASTACK
(被动关闭)等待最后一个关闭确认,并等待所有分组死掉
1.正常状态转换
我们用图3-13来显示在正常的TCP连接的建立与终止过程中,客户与服务器所经历的不同状态。
读者可以对照图3-12来阅读,使用图3-12的状态图来跟踪图3-13的状态变化过程,以便明白每个状态的变化:
∙服务器端首先执行LISTEN原语进入被动打开状态(LISTEN),等待客户端连接;
∙当客户端的一个应用程序发出CONNECT命令后,本地的TCP实体为其创建一个连接记录并标记为SYNSENT状态,然后给服务器发送一个SYN报文段;
∙服务器收到一个SYN报文段,其TCP实体给客户端发送确认ACK报文段同时发送一个SYN信号,进入SYNRCVD状态;
∙客户端收到SYN+ACK报文段,其TCP实体给服务器端发送出三次握手的最后一个ACK报文段,并转换为ESTABLISHED状态;
∙服务器端收到确认的ACK报文段,完成了三次握手,于是也进入ESTABLISHED状态。
在此状态下,双方可以自由传输数据。
当一个应用程序完成数据传输任务后,它需要关闭TCP连接。
假设仍由客户端发起主动关闭连接。
∙客户端执行CLOSE原语,本地的TCP实体发送一个FIN报文段并等待响应的确认(进入状态FINWAIT1);
∙服务器收到一个FIN报文段,它确认客户端的请求发回一个ACK报文段,进入CLOSEWAIT状态;
∙客户端收到确认ACK报文段,就转移到FINWAIT2状态,此时连接在一个方向上就断开了;
∙服务器端应用得到通告后,也执行CLOSE原语关闭另一个方向的连接,其本地TCP实体向客户端发送一个FIN报文段,并进入LASTACK状态,等待最后一个ACK确认报文段;
∙客户端收到FIN报文段并确认,进入TIMEDWAIT状态,此时双方连接均已经断开,但TCP要等待一个2倍报文段最大生存时间MSL(MaximumSegmentLifetime),确保该连接的所有分组全部消失,以防止出现确认丢失的情况。
当定时器超时后,TCP删除该连接记录,返回到初始状态(CLOSED)。
∙服务器收到最后一个确认ACK报文段,其TCP实体便释放该连接,并删除连接记录,返回到初始状态(CLOSED)。
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