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深度分析TCP会话劫持

2010-09-13 11:00:47           
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 作为一种会话劫持的方法,黑客如果对一些并不可靠的协议进行劫持,那么将会轻而易举的视线,但是TCP协议是一种被称为可靠的传输协议,许多传输功能也都是基于TCP协议进行的,所以TCP会话劫持将作为本章讨论的对象。

  TCP会话劫持

  根据TCP/IP中的规定,使用TCP协议进行通讯需要提供两段序列号,TCP协议使用这两段序列号确保连接同步以及安全通讯,系统的TCP/IP协议栈依据时间或线性的产生这些值。在通讯过程中,双方的序列号是相互依赖的,这也就是为什么称TCP协议是可靠的传输协议(具体可参见RFC 793)。如果攻击者在这个时候进行会话劫持,结果肯定是失败,因为会话双方“不认识”攻击者,攻击者不能提供合法的序列号;所以,会话劫持的关键是预测正确的序列号,攻击者可以采取嗅探技术获得这些信息

  TCP协议的序列号

  现在来讨论一下有关TCP协议的序列号的相关问题。在每一个数据包中,都有两段序列号,它们分别为:

  SEQ:当前数据包中的第一个字节的序号

  ACK:期望收到对方数据包中第一个字节的序号

  假设双方现在需要进行一次连接:

  S_SEQ:将要发送的下一个字节的序号

  S_ACK:将要接收的下一个字节的序号

  S_WIND:接收窗口

  //以上为服务器(Server)

  C_SEQ:将要发送的下一个字节的序号

  C_ACK:将要接收的下一个字节的序号

  C_WIND:接收窗口

  //以上为客户端(Client)

  它们之间必须符合下面的逻辑关系,否则该数据包会被丢弃,并且返回一个ACK包(包含期望的序列号)。

  C_ACK <= C_SEQ <= C_ACK + C_WIND

  S_ACK <= S_SEQ <= S_ACK + S_WIND

  如果不符合上边的逻辑关系,就会引申出一个“致命弱点”,具体请接着往下看。

  致命弱点

  这个致命的弱点就是ACK风暴(Storm)。当会话双方接收到一个不期望的数据包后,就会用自己期望的序列号返回ACK包;而在另一端,这个数据包也不是所期望的,就会再次以自己期望的序列号返回ACK包……于是,就这样来回往返,形成了恶性循环,最终导致ACK风暴。比较好的解决办法是先进行ARP欺骗,使双方的数据包“正常”的发送到攻击者这里,然后设置包转发,最后就可以进行会话劫持了,而且不必担心会有ACK风暴出现。当然,并不是所有系统都会出现ACK风暴。比如Linux系统的TCP/IP协议栈就与RFC中的描述略有不同。注意,ACK风暴仅存在于注射式会话劫持。

  TCP会话劫持过程

  假设现在主机A和主机B进行一次TCP会话,C为攻击者,劫持过程如下:

  A向B发送一个数据包

  SEQ (hex): X ACK (hex): Y

  FL

  AGS: -AP--- Window: ZZZZ,包大小为:60

  B回应A一个数据包

  SEQ (hex): Y ACK (hex): X+60

  FLAGS: -AP--- Window: ZZZZ,包大小为:50

  A向B回应一个数据包

  SEQ (hex): X+60 ACK (hex): Y+50

  FLAGS: -AP--- Window: ZZZZ,包大小为:40

  B向A回应一个数据包

  SEQ (hex): Y+50 ACK (hex): X+100

  FLAGS: -AP--- Window: ZZZZ,包大小为:30

  攻击者C冒充主机A给主机B发送一个数据包

  SEQ (hex): X+100 ACK (hex): Y+80

  FLAGS: -AP--- Window: ZZZZ,包大小为:20

  B向A回应一个数据包

  SEQ (hex): Y+80 ACK (hex): X+120

  FLAGS: -AP--- Window: ZZZZ,包大小为:10

  现在,主机B执行了攻击者C冒充主机A发送过来的命令,并且返回给主机A一个数据包;但是,主机A并不能识别主机B发送过来的数据包,所以主机A会以期望的序列号返回给主机B一个数据包,随即形成ACK风暴。如果成功的解决了ACK风暴(例如ARP欺骗),就可以成功进行会TCP话劫持了。

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