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SYN Cookie原理及其在Linux内核中的实现
内容：
概述
一 SYN Flood攻击
二 SYN Cookie原理
三 Linux内核中的SYN Cookie实现
四 SYN Cookie Firewall
总结
关于作者
对本文的评价
魏晋伟 （weijinwei@yahoo.com.cn）
2004 年 9 月
概述
在目前以IPv4为支撑的网络协议上搭建的网络环境中，SYN Flood是一种非常危险而常见的DoS攻击方式。到目前为止，能够有效防范SYN Flood攻击的手段并不多，而SYN Cookie就是其中最著名的一种。SYN Cookie原理由D. J. Bernstain和 Eric Schenk发明。在很多操作系统上都有各种各样的实现。其中包括Linux。本文就分别介绍一下SYN Flood攻击和SYN Cookie的原理，更重要的是介绍Linux内核中实现SYN Cookie的方式。最后，本文给出一种增强目前Linux中SYN Cookie功能的想法。
一 SYN Flood攻击
SYN Flood攻击是一种典型的拒绝服务型（Denial of Service）攻击。所谓拒绝服务型攻击就是通过进行攻击，使受害主机或网络不能够良好的提供服务，从而间接达到攻击的目的。
SYN Flood攻击利用的是IPv4中TCP协议的三次握手（Three-Way Handshake）过程进行的攻击。大家知道协议规定，如果一端想向另一端发起TCP连接，它需要首先发送TCP SYN 包到对方，对方收到后发送一个TCP SYN+ACK包回来，发起方再发送TCP ACK包回去，这样三次握手就结束了。我们把TCP连接的发起方叫作"TCP客户机（TCP Client）"，TCP连接的接收方叫作"TCP服务器（TCP Server）"。值得注意的是在TCP服务器收到TCP SYN request包时，在发送TCP SYN+ACK包回TCP客户机前，TCP服务器要先分配好一个数据区专门服务于这个即将形成的TCP连接。一般把收到SYN包而还未收到ACK包时的连接状态成为半开连接（Half-open Connection）。
在最常见的SYN Flood攻击中，攻击者在短时间内发送大量的TCP SYN包给受害者，这时攻击者是TCP客户机，受害者是TCP服务器。根据上面的描述，受害者会为每个TCP SYN包分配一个特定的数据区，只要这些SYN包具有不同的源地址（这一点对于攻击者来说是很容易伪造的）。这将给TCP服务器系统造成很大的系统负担，最终导致系统不能正常工作。
二 SYN Cookie原理
SYN Cookie是对TCP服务器端的三次握手协议作一些修改，专门用来防范SYN Flood攻击的一种手段。它的原理是，在TCP服务器收到TCP SYN包并返回TCP SYN+ACK包时，不分配一个专门的数据区，而是根据这个SYN包计算出一个cookie值。在收到TCP ACK包时，TCP服务器在根据那个cookie值检查这个TCP ACK包的合法性。如果合法，再分配专门的数据区进行处理未来的TCP连接。
从上面的介绍可以看出，SYN Cookie的原理比较简单。到实际的应用中，它有多种不同的实现方式。
三 Linux内核中的SYN Cookie实现
Linux内核中对SYN Flood有很好的防护。以下的讨论都是针对Linux2.4.20内核进行的。在每一个sock都有一个tcp_opt即这个sock的TCP选项。在tcp_opt其中有一个tcp_listen_opt，这里存储的是这个sock在LISTEN状态下时保存的一些选项，其中有一个open_request结构的数组，数组长度为TCP_SYNQ_HSIZE（512）。所有这些表示在一个sock，最多可以同时开启512个半开连接（这是在不考虑其他约束条件时的最大值，实际情况中不会达到这个值）。当这个数组满了时，新来的open_request会顶替掉一个老的open_request。这样，即使没有启动SYN Cookie，也能够在SYN Flood发生时保护系统免于瘫痪。问题是这种处理方法会在面对SYN Flood攻击时丢掉正常的TCP连接请求。SYN Cookie的作用恰恰是保证在面对SYN Flood攻击时，一方面能够拒绝非法的TCP连接请求，一方面正常连接可以被建立。
Linux内核对TCP流程的处理主要在tcp_ipv4.c文件中的函数实现。具体的，当处理TCP SYN包时，系统进入tcp_v4_conn_request函数。其中调用cookie_v4_init_sequence生成一个ISN（Initial Sequence Number）。Linux内核把它作为SYN Cookie流程中的cookie。
cookie_v4_init_sequence函数在syncookies.c文件中定义，它又调用random.c文件中的secure_tcp_syn_cookie函数。cookie的实质计算是在这个函数中进行的。
在random.c文件里给出secure_tcp_syn_cookie函数的定义之前给出两个宏，它们的定义分别为
#define COOKIEBITS 24
#define COOKIEMASK (((__u32)1 << COOKIEBITS) - 1)
COOKIEBITS表示cookie的比特长度；COOKIEMASK是一个COOKIEBITS长的比特串，所有比特都是1。
还有两个比特串，被定义成一个__u32的二维数组
static __u32 syncookie_secret[2][16-3+HASH_BUFFER_SIZE];
其中所有的比特值在secure_tcp_syn_cookie中被随机的赋予，用get_random_bytes函数。它们成为制作cookie的密钥。这两个被随机产生的比特串是整个SYN Cookie实现方案的关键。另外还有一个开关syncookie_init控制对这两个密钥的改动。
还需要指出，在文件syncookies.c中定义有一个__u16组成的表static __u16 const msstab[],这个表中保存的是一些可能的MSS（Maximum Segment Size）值。
secure_tcp_syn_cookie函数的返回值就是计算得到的ISN值，即cookie。为了描述方便，我们给出如下定义：
tmp1 := saddr + daddr + ((sport<<16)+dport) + syncookie_secret[0]
tmp2 := saddr + daddr + ((sport<<16)+dport) + syncookie_secret[1]
tmp11 := HASH_TRANSFORM(tmp1[16], tmp1)
tmp22 := HASH_TRANSFORM(tmp2[16], tmp2)
A := tmp11[0][17]
B := tmp22[1][17]
sseq := ntohl(skb->h.th->seq) 这里的skb是携带TCP SYN的那个skb
count1 := jiffies/(HZ*60) 当前时间的分钟值
data1 := msstab
从前往后最后一个小于skb中携带的MSS值的值的索引（值得注意的是两个密钥在第一次被初始化后，就不会再有改动，直到系统重新启动。因此可以认为它是一个常值。）
有了上面的定义我们可以得到cookie等于
isn := A+sseq + (count1<<COOKIEBITS) + (B+data1)&COOKIEMASK
这个isn被赋予返回的TCP SYN+ACK包中，作为其中的ISN值。这就是cookie 的产生过程。在这个过程中，没有在本地为这个连接请求分配任何存储空间。
在TCP服务器收到TCP ACK包时，相应的要进行SYN Cookie的检查。这个检查过程在函数tcp_v4_hnd_req中的cookie_v4_check函数开始。cookie_v4_check调用cookie_check函数，cookie_check函数调用check_tcp_syn_cookie函数。
check_tcp_syn_cookie函数在random.c中定义，是与前面介绍的
secure_tcp_syn_cookie函数对应的函数，检查从TCP ACK中提取出的ISN值。
在check_tcp_syn_cookie中假定ISN的值如下
isn := A+sseq + (count2<<COOKIEBITS) + (B+data2)&COOKIEMASK
这里的A、B都是根据当前这个skb中的地址信息和syncookie_secret算出来的；sseq是根据这个skb中的seq值算出的。
有了上面这些值，TCP服务器就可以反算出count2和data2。理论上来说，只要这个isn是原来那个isn，应该有
count2 == count1
data2 == data1
但是这种结论仅仅是一个理论情况。因为在TCP服务器端并没有保存原来的count1和data1，因此不能直接进行比较。TCP服务器采取的方法是：
1）计算出当前的分钟值
count3 := jiffies/(HZ*60)
用count3与count2比较，如果差值超过COUNTER_TRIES（4）分钟，则认为这 个ACK包不合法。
2）看data2是不是一个合法的msstab的索引，也就是说是不是小于NUM_MSS， 即(sizeof(msstab)/sizeof(msstab[0]) - 1)。如果小于，则认为这个ACK 合法，否则认为非法。
上面介绍的就是Linux内核Linux2.4.20中对SYN Cookie的实现方式。下面讨论一下它的合理性。希望得到的结论是这种方案可以有效的实现一般TCP的连接，同时可以防止SYN Flood攻击。
从上面的介绍来说，合法的TCP连接请求一定可以通过SYN Cookie流程。 另一方面我们看SYN Cookie在系统受到各种SYN Flood攻击时会采取的行为。 最一般的SYN Flood攻击方式是攻击者作为TCP客户机发送大量TCP SYN包而不再发送其他的包。这时SYN Cookie会为每个SYN包计算出相应的ISN值，并返回SYN+ACK包，而在本地将不分配任何存储空间，因此不会被成功攻击。
根据SYN Cookie的原理，攻击者有可能直接发送大量ACK包。这时SYN Cookie提取出每个包的isn值，并假定它有下面的格式
isn := A+sseq + (count<<COOKIEBITS) + (B+data)&COOKIEMASK
反算出count和data。
因为攻击者并不知道这里的A和B，因此经过反算出的count和data几乎不可能都合理，因此TCP服务器也几乎不可能为这些ACK包分配存储空间，这也就说明了SYN Cookie达到起到了抵挡SYN Flood攻击的作用。
四 SYN Cookie Firewall
从上面的介绍可以看到，Linux内核中的SYN Cookie机制主要的功能是防止本机遭受SYN Flood攻击的，但是在很多情况下，仅仅实现这样的SYN Cookie机制是不够的。如果我们要考虑的是一个网关模式的防火墙，它不仅要保护本机免受各种网络攻击，还要保护它后面的所有对外有开放TCP端口的主机免受这些攻击。比如一个局域网中有个服务器开放了FTP服务给外界，这个服务器主机就有可能遭受到来自互联网上的SYN Flood攻击。而这时的防火墙会将所有的攻击SYN包转发给受害主机。
一种杜绝这种情况的方法是SYN Cookie Firewall。它是SYN Cookie的一种扩展形式。总的来说，它是利用原来SYN Cookie的原理在内网和外网之间实现TCP三次握手过程的代理（proxy）的机制。
为了方便描述，我们假定一个外在的TCP客户机C希望通过防火墙F连接到局域网中的一个TCP服务器S。
在防火墙收到来自外网的SYN包时，它并不直接进行转发，而是缓存在本地，再按照原来SYN Cookie的机制制作好一个针对这个SYN包的SYN+ACK包，注意，这个SYN+ACK包中的ack顺序号为特制的cookie值c，更重要的是这个包的的源地址被伪造成了S的地址（为了描述方便，我们这里暂时不考虑NAT等其他因素）。这样C会接收到这个SYN+ACK包，并认为是从S反馈回来的。于是C再响应一个ACK包，并认为与S的TCP连接已经建立起来。这时防火墙F收到这个ACK包，按照前面的描述的SYN Cookie原理来检查这个ACK中的ack顺序号。如果认为合法，F将本地缓存的来自C的SYN包发送给S，这时S会响应一个SYN+ACK包到C，其中也携带一个seq号， 我们设为c`。当然这个包不会到达C，而是由防火墙F截取，F根据这个包中的序列号等信息，造一个ACK包响应到S。这时的情况是：C认为自己已经与S建立了TCP连接；S认为自己与C建立了TCP连接。以后的TCP数据内容可以直接穿过防火墙F，在S和C之间交互。
上图是SYN Cookie Firewall的工作原理，它相当于在TCP Server与TCP Client之间实现了对三次握手协议的代理。第一次"三次握手"在TCP Client与防火墙之间进行，第二次"三次握手"在防火墙与TCP Server之间。在第一次"三次握手"时使用前面介绍的SYN Cookie流程。有一个问题在进行两次"三次握手"时出现了：如图所示，进行第一次"三次握手"后，TCP Client认为后续数据包的seq值从c+1开始，而进行第二次"三次握手"后，TCP Server认为后续发来的数据包的seq值从c`+1开始， c是cookie，c`是TCP Server随机产生的。c和c`几乎不可能相等，也就是说在完成上面的两个"三次握手"后，如果不进行其他操作，后续从TCP Client到TCP Server的数据包都将被认为顺序号不对而被丢掉。一种补救方法就是在防火墙本地保存一个值δ
δ ＝ |c - c`|
利用这个差值，在每个数据包经过防火墙时，将其seq值修改一下，这样，后续的数据流量可以完美地在TCP Server和TCP Client之间传输了。
总结
现在普遍使用的IPv4协议带有很多安全上的问题，其中面对SYN Flood攻击的软弱就是一点。在不改 [1] [2] 下一页
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