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。
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。
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。
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。
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。
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。
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，乙個節的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，對乙個節的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。
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。
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。
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。
**urf攻擊
icmp echo請求包用來對網路進行診斷，當一台計算機接收到這樣乙個報文後，會向報文的源位址回應乙個icmp echo reply。一般情況下，計算機是不檢查該echo請求的源位址的，因此，如果乙個惡意的攻擊者把echo的源位址設定為乙個廣播位址，這樣計算機在恢復reply的時候，就會以廣播位址為目的位址，這樣本地網路上所有的計算機都必須處理這些廣播報文。如果攻擊者傳送的echo 請求報文足夠多，產生的reply廣播報文就可能把整個網路淹沒。
這就是所謂的**urf攻擊。除了把echo報文的源位址設定為廣播位址外，攻擊者還可能把源位址設定為乙個子網廣播位址，這樣，該子網所在的計算機就可能受影響。
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