深入浅出TCP中的SYN-Cookies#

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本文渐进地介绍TCP中的syn-cookie技术，包括其由来、原理、实例测试。

SYN Flood 攻击#

TCP连接建立时，客户端通过发送SYN报文发起向处于监听状态的服务器发起连接，服务器为该连接分配一定的资源，并发送SYN+ACK报文。对服务器来说，此时该连接的状态称为半连接(Half-Open)，而当其之后收到客户端回复的ACK报文后，连接才算建立完成。在这个过程中，如果服务器一直没有收到ACK报文(比如在链路中丢失了)，服务器会在超时后重传SYN+ACK。

如果经过多次超时重传后，还没有收到, 那么服务器会回收资源并关闭半连接，仿佛之前最初的SYN报文从来没到过一样！

这看上一切正常，但是如果有坏人故意大量不断发送伪造的SYN报文，那么服务器就会分配大量注定无用的资源，并且从backlog的意义中可知，服务器能保存的半连接的数量是有限的！所以当服务器受到大量攻击报文时，它就不能再接收正常的连接了。换句话说，它的服务不再可用了！这就是SYN Flood攻击的原理，它是一种典型的DDoS攻击。

连接请求的关键信息#

Syn-Flood攻击成立的关键在于服务器资源是有限的，而服务器收到请求会分配资源。通常来说，服务器用这些资源保存此次请求的关键信息，包括请求的来源和目(五元组)，以及TCP选项，如最大报文段长度MSS、时间戳timestamp、选择应答使能Sack、窗口缩放因子Wscale等等。当后续的ACK报文到达，三次握手完成，新的连接创建，这些信息可以会被复制到连接结构中，用来指导后续的报文收发。

那么现在的问题就是服务器如何在不分配资源的情况下

验证之后可能到达的ACK的有效性，保证这是一次完整的握手
获得SYN报文中携带的TCP选项信息

SYN cookies 算法#

SYN Cookies算法wiki可以解决上面的第1个问题以及第2个问题的一部分

我们知道，TCP连接建立时，双方的起始报文序号是可以任意的。SYN cookies利用这一点，按照以下规则构造初始序列号：

设t为一个缓慢增长的时间戳(典型实现是每64s递增一次)
设m为客户端发送的SYN报文中的MSS选项值
设s是连接的元组信息(源IP,目的IP,源端口，目的端口)和t经过密码学运算后的Hash值，即s = hash(sip,dip,sport,dport,t)，s的结果取低 24 位

则初始序列号n为：

高 5 位为t mod 32
接下来3位为m的编码值
低 24 位为s

当客户端收到此SYN+ACK报文后，根据TCP标准，它会回复ACK报文，且报文中ack = n + 1，那么在服务器收到它时，将ack - 1就可以拿回当初发送的SYN+ACK报文中的序号了！服务器巧妙地通过这种方式间接保存了一部分SYN报文的信息。

接下来，服务器需要对ack - 1这个序号进行检查：

将高 5 位表示的t与当前之间比较，看其到达地时间是否能接受。
根据t和连接元组重新计算s，看是否和低 24 一致，若不一致，说明这个报文是被伪造的。
解码序号中隐藏的mss信息

到此，连接就可以顺利建立了。

SYN Cookies 缺点#

既然SYN Cookies可以减小资源分配环节，那为什么没有被纳入TCP标准呢？原因是SYN Cookies也是有代价的：

MSS的编码只有3位，因此最多只能使用 8 种MSS值
服务器必须拒绝客户端SYN报文中的其他只在SYN和SYN+ACK中协商的选项，原因是服务器没有地方可以保存这些选项，比如Wscale和SACK
增加了密码学运算

Linux 中的 SYN Cookies#

Linux上的SYN Cookies实现与wiki中描述的算法在序号生成上有一些区别，其SYN+ACK的序号通过下面的公式进行计算：

内核编译需要打开 CONFIG_SYN_COOKIES

seq = hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) + req.th.seq + t << 24 + (hash(saddr, daddr, sport, dport, t, 1) + mss_ind) & 0x00FFFFFF

其中，req.th.seq表示客户端的SYN报文中的序号，mss_ind是客户端通告的MSS值得编码，它的取值在比较新的内核中有 4 种(老的内核有 8 种), 分别对应以下 4 种值

static __u16 const msstab[] = {
    536,
    1300,
    1440,    /* 1440, 1452: PPPoE */
    1460,
};

感兴趣的可以顺着以下轨迹浏览调用顺序

tcp_conn_request
  |-- cookie_init_sequence
     |-- cookie_v4_init_sequence
        |-- __cookie_v4_init_sequence
           |-- secure_tcp_syn_cookie

SYN Cookies 与时间戳#

如果服务器和客户端都打开了时间戳选项，那么服务器可以将客户端在SYN报文中携带了TCP选项的使能情况暂时保存在时间戳中。当前使用了低 6 位，分别保存Wscale、SACK和ECN。

客户端会在ACK的TSecr字段，把这些值带回来。

实验#

Linux中的/proc/sys/net/ipv4/tcp_syncookies是内核中的SYN Cookies开关,0表示关闭SYN Cookies；1表示在新连接压力比较大时启用SYN Cookies,2表示始终使用SYN Cookies。

本实验是在4.4.0内核运行的，服务端监听50001端口，backlog参数为3(该参数意义)。同时，模拟不同的客户端注入SYN报文。

测试代码

不开启 SYN Cookies#

echo 0 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_syncookies

可以看到，在收到3个SYN报文后，服务器不再响应新的连接请求了，这也就是SYN-Flood的攻击方式。

有条件使用 SYN Cookies#

echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_syncookies

由于服务器的backlog参数为3，因此图中的从第4个SYN+ACK(#8报文)开始使用SYN Cookies。

从时间戳可以看出，#8报文(44167748)比 #6号报文(44167796)还要小。

44167748 = 0x2A1F244 ,最后低6位是 0b000100 ,与SYN报文中 wscale = 4 是相符的

小结#

SYN Cookie技术可以让服务器在收到客户端的SYN报文时，不分配资源保存客户端信息，而是将这些信息保存在SYN+ACK的初始序号和时间戳中。对正常的连接，这些信息会随着ACK报文被带回来。

REF#

SYN Flood Attack Improving syncookies

深入浅出TCP中的SYN-Cookies

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