深入浅出TCP中的SYNCookies

jiezi

5 年前

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。

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。

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 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。

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

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。

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

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。

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

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。

SYN Flood Attack
Improving syncookies

深入浅出TCP中的SYNCookies

SYN Flood 攻击

连接请求的关键信息

SYN cookies 算法

SYN Cookies 缺点

Linux 中的 SYN Cookies

SYN Cookies 与时间戳

实验

不开启 SYN Cookies

有条件使用 SYN Cookies

小结

REF