黑客入侵方式全解密- -

黑客入侵方式全解密- -

                                      

一、简单的"黑客"入侵
二、TCP协议劫持入侵

TCP/IP 协议顺序号预测攻击是最简单的"黑客"入侵，也是系统安全的最大威胁。在网络上，每台计算机有惟一的IP地址，计算机把目标IP地址和一个惟一的顺序号加载于传输的每一个数据包上。在一个TCP连接中，接收机只收到具有正确IP地址和顺序号的那个包裹。许多安全设备，如路由器，只允许有一定IP地址的计算机收发传送。TCP/IP 顺序号预测入侵将使用网络给计算机赋址的方式和包裹交换的顺序来企图访问网络。一般来说，"黑客"进行TCP/IP 顺序号预测攻击分两步：

　　第一，得到服务器的IP地址。黑客一般通过网上报文嗅探，顺序测试号码，由WEB浏览器连接到结点上并在状态栏中寻找结点的IP地址。因为黑客知道其他计算机有一个与服务器IP地址部分公用的IP地址，他便尽力模拟一个能让其通过路由器和作为网络用户访问系统的IP号码。例如，如果系统的IP地址为192.0.0.15，黑客便知有近256台计算机可以连入一个C级网，并猜出所有最后位在序列中出现过的地址号码。IP地址指示了一个网络连接的计算机数，同时上述地址的高字节中两个最重要的位设定指出了该网为C级网，图1显示了黑客是怎祥预测C级网的IP号码的。

　"黑客"用服务器的IP地址来猜测其他网络地址
　　第二，黑客在试过网上IP地址之后，便开始监视网下传送包的序列号，然后，黑客将试图推测服务器能产生的下一个序列号，再将自己有效地插入服务器和用户之间。因为黑客有服务器的IP地址，就能产生有正确IP地址和顺序码的包裹以截获用户的传递，图2指明了怎样模仿IP地址及包裹序列号以愚弄服务器，使之信任黑客为合法网络用户。

　黑客模拟一个TCP/IP通讯愚弄服务器　
　　黑客通过顺序号预测取得系统访问之后，便可访问通讯系统传给服务器的任何信息，包括密钥文件、日志名、机密数据，或在网上传送的任何信息。典型地，黑客将利用顺序号预测作为一个实际入侵服务器的准备，或者说人为入侵网上相关服务器提供一个基础。

技术指导：防卫顺序号预测入侵

　　对您的系统来说，防卫顺序号预测入侵的最简单有效的方法是确保您的路由器、防火墙、您系统上的每个服务器拥有全面的审计跟踪保护。利用审计跟踪功能，在一个"黑客"企图通过路由器和防火墙来访问服务器时，您便能发现它。您的审计跟踪系统可显示下面的词条顺序，当然这要根据您的操作系统而定：
　　access denied. IP address unknown
　　当黑客循环不断地测试可能的顺序号时，访问被拒绝词条将一个接一个地出现。运用您操作系统上可利用的一些设备，您可以让它在审计系统出示一定数量的访问拒绝词条后指挥事件日志向您自动报警。

　　也许对连接于Internet的服务器的最大威胁是TCP劫持入侵（即我们所知的主功嗅探），尽管顺序号预测法入侵和TCP劫持法有许多相似之处，但 TCP劫持之不同在于黑客将强迫网络接受其IP地址为一个可信网址来获得访问，而不是不停地猜IP地址直至正确。TCP劫持法的基本思想是，黑客控制了一台连接于入侵目标网的计算机，然后从网上断开以让网络服务器误以为黑客是实际的客户端。图3显示了一个黑客怎样操作一个TCP劫持入侵。

黑客通过断开和模仿实际客户端的连接来实施TCP劫持入侵

　　成功地劫持了可信任计算机之后，黑客将用自己的IP地址更换入侵目标机的每一个包的IP地址，并模仿其顺序号。安全专家称顺序号伪装为"IP模仿"，黑客用IP模仿在自己机器上模拟一个可信系统的IP地址，黑客模仿了目标计算机之后，便用灵巧的顺序号模仿法成为一个服务器的目标。

　　黑客实施一个TCP劫持入侵后更易于实施一个IP模仿入侵，而且TCP劫持让黑客通过一个一次性口令请求响应系统（如共享口令系统），再让一个拥有更高安全性的主机妥协。通过口令系统也让黑客穿过一个操作系统而不是黑客自己的系统。

　　最后，TCP劫持入侵比IP模仿更具危害性，因为黑客一般在成功的TCP劫持入侵后比成功的IP模仿入侵后有更大的访问能力。黑客因为截取的是正在进行中的事务而有更大访问权限，而不是模拟成一台计算机再发起一个事务。


三、嗅探入侵

四、主动的非同步入侵
　　
　　TCP连接需要同步数据包交换，实际上，如果由于某种原因，包的顺序号不是接收机所期望的，接收机将遗弃它，而去等待顺序号正确的数据包。黑客可以探明TCP协议对顺序号的要求以截取连接。
　　
　　下面将详述非同步入侵来攻击系统，黑客或骗取或迫使双方中止TCP连接并进入一个非同步状态，以使得两个系统再也不能交换任何数据。黑客再用第三方主机（换句括说，另一个连接于物理媒介并运送TCP包的计算机）来截取实际中的数据包和为最初连接的两台计算创建可接受的替代包。第三方产生数据以模仿连接中的系统本应交换的数据包。
　　
　　1．非同步后劫持入侵
　　
　　假设，此刻黑客可以窃听两个系统交换的用以形成TCP连接的任何数据包，而且，在截取数据包之后，黑客可以伪造其想要的任何IP包来取代原包。黑客的伪包能让黑客冒充客户机或服务器（甚至伪包可以让黑客既冒充客户机又冒充服务器）。如果黑客可以让这些假设变成现实，那么实际上黑客能迫使在客户机和服务器间传送的消息改变走向，即从客户机到黑客，从服务器到黑客。
　　
　　您将在下一部分了解到黑客可以用一些技术使一个TCP连接非同步。此时，假设黑客已成功地非同步了TCP部分，且黑客发送了一个包头中包含以下代码的包：
　　
　　SEG_SEQ = CLT_SEQ
　　SEG_ACK = CLT_ACK
　　
　　包头域中和第一行，SEG_SEQ = CLT_SEQ，指明了包的顺序号是客户机系列的下一个顺序号（SEG代表数据段）；第二行，SEG_ACK = CLT_ACK，把数据包的确认值赋给下一个确认值。因为黑客非同步了TCP 连接，客户机的包顺序号（CLT_SEQ）与前面期望顺序号不相等，服务器不接收数据且将包放弃，黑客拷贝服务器放弃的包（如图5）。

黑客拷贝服务器放弃的包
　　在服务器放弃包之后短暂延迟时间，黑客将与客户机一样发送同样的包，只是改变SEG_SEQ 和SEG_ACK命令（和包的记数值），以使包头域词条变成下面代码：
　　
　　SEG_SEQ = SVR_ACK
　　SEG_ACK = SVR_SEQ
　　
　　因为包头域的顺序号是正确的（SVR_ACK等于SEG_SEQ），服务器接受包头域部分词条同时接受包且处理数据，另外，依据客户机传送但服务器放弃的包的数目，原客户机仍会不断传送包。
　　
　　如果您定义变量CLT_TO_SVR_OFFSET等于SVR_ACK减CLT_SEQ之结果（即服务器期待的顺序号和客户机的实际的顺序号是相异数），SVR_TO_CLT_OFSET等于CLF_ACK减去SVR_SEQ，黑客一定会重写客户机送给服务器的TCP包，以让包代表SEG_SEQ和 SEG_ACK之值（如图6）。

被截获的连接
　　SEG_SEG =（SEG_SEQ+CLT_TO_SVR_OFFSET）
　　SEG_ACP =（SEG_ACK_SVR_TO_CLT_OFFSET）
　　
　　因为所有的传送都经过黑客，它便可以在传送流中加任何数据或删任何数据。例如，如果连接是一个远程登录使用的 Telnet，黑客能代表用户添加任何命令（Unix命令 echo jamsa.com，它将产生一个所有连接于jamsa.com服务器的网络的主机列表，就是一个黑客发出命令的范例(如图7）。

　黑客往传送包中加命令
　　在服务器接收到包之后，服务器对黑客请求的数据和客户端请求的数据予以响应。在服务器对客户端响应之前，黑客可以漏掉或删除服务器对黑客命令的响应，如此，用户便不再觉察到任何黑客入侵（如图8）。
　黑客从服务器的传送包中删除其请求的信息
　　以下部分您将了解 TCP ACK风暴，它在黑客继续伪装时，在非同步后劫持入侵中将发作。
　　
　　2．TCP ACK风暴
　　
　　前面部分详述的后期非同步劫持入侵有一个基本的不足，即它将大量地产生 TCP ACK包，网络专家称这些大量的 ACK包为 TCP ACK风暴。当一个主机（无论客户机或服务器）收到一个不能接受的包时，主机将向产生的主机发送期待的顺序号来认证这个不能接收的包。在以前详述的主动的 TCP入侵的情况下，第一个 TCP ACK包将包含服务器的顺序号，客户机因为没有送出请求更改的包，所以将不接受这个认证包。因此，客户机产生自己的认证包，它反过来迫使服务器产生另一个认证包，这些反复循环，理论上对传送每个数据包是一个无止尽循环（如图9）。

　入侵产生的风暴循环
　　因为认证包不传送数据，如果接收者丢失了这个包，ACK包的发送者将不再传递。换句话说，如果一个机器在ACK风暴循环中丢掉一个包，循环便终止。幸运的是，正如您以前所知，TCP将IP用在不可靠的网络层上，以一个非空的包损失，网络设计者将迅速结束循环。而且，网上丢掉的包越多，ACK风暴持续期越短。再加之，ACK 循环是自规的--换句话说，黑客产生的循环越多，客户机和服务器接到的交通数量也越多，它反过来增加拥挤度。这样便丢掉包，有更多的循环结束。
　　
　　TCP 连接在每次客户机或服务器发送数据时创建一个循环。如果既不是客户机又不是服务器发送数据，TCP连接便产生不了循环。如果客户机和服务器都未发送数据也没有黑客认证数据，发送者将再传这个数据。在再传之后，TCP连接将为每一个再传送创建一个风暴，最后连接的双方放弃连接，因为客户机和服务器都未发送 ACK包。如果黑客认证了数据传送，TCP连接将仅产生一个风暴。实际上，由于网上的负荷，黑客经常错过数据包，因此黑客将认证再传送的第一个包--意味着每次在黑客传输时入侵将至少产生一个ACK风暴。

利用嗅探者的被动入侵已在Internet上频繁出现，如被动嗅探入侵是一个黑客实施一次实际劫持或IP模仿入侵的第一步。要开始一个嗅探入侵，黑客要拥有用户IP和合法用户的口令，而用一个用户的信息注册于一个分布式网络上。进入网之后，黑客嗅探传送的包并试图尽可能多地获取网上资料。

　黑客如何实施一个被劫嗅探入侵
为了防止分布式网络上的嗅探入侵，系统管理员一般用一次性口令系统或票据认证系统（如 Kerberos）等识别方案。例如，一些一次性口令系统向用户提供在每次退出登录后的下次登录口令。尽管一次性口令系统和Kerberos方案能让黑客对口令的嗅探在不安全的网络上变得更加困难，但如果它们既未加密又未指明数据流时仍将面临实际的被入侵风险。图4显示了黑客如何实施被动的嗅探入侵。

下面描述黑客将TCP流定向到自己机器上的针对TCP的实际入侵。在黑客重新定向了TCP流之后，黑客能通过无论是一次性口令系统或票据认证系统提供的保护安全线，这样TCP连接对任何一个在连接路径上拥有TCP包嗅探器和TCP包发生器的人来说都变得非常脆弱。在后面，您将了解到一个TCP包在到达目的系统之前要经过许多系统，换句话说，只要拥有一个放置好了的嗅探器和发生器，黑客能访问任何包--它们可能包括您在Internet上传送的包。

在后面一部分里，我们详述了一些您可以用来检测实际入侵的方案和一些您可以用来防卫入侵的方法。黑客能用这一章节中所述的最简单的方法来侵入Internet主机系统，而且，黑客可以实施一次和被动嗅探所需资源一样少的主动非同步攻击。

在服务器接收到包之后，服务器对黑客请求的数据和客户端请求的数据予以响应。在服务器对客户端响应之前，黑客可以漏掉或删除服务器对黑客命令的响应，如此，用户便不再觉察到任何黑客入侵（如图8）。
　黑客从服务器的传送包中删除其请求的信息
　　以下部分您将了解 TCP ACK风暴，它在黑客继续伪装时，在非同步后劫持入侵中将发作。

　　2．TCP ACK风暴

　　前面部分详述的后期非同步劫持入侵有一个基本的不足，即它将大量地产生 TCP ACK包，网络专家称这些大量的 ACK包为 TCP ACK风暴。当一个主机（无论客户机或服务器）收到一个不能接受的包时，主机将向产生的主机发送期待的顺序号来认证这个不能接收的包。

　　在以前详述的主动的 TCP入侵的情况下，第一个 TCP ACK包将包含服务器的顺序号，客户机因为没有送出请求更改的包，所以将不接受这个认证包。因此，客户机产生自己的认证包，它反过来迫使服务器产生另一个认证包，这些反复循环，理论上对传送每个数据包是一个无止尽循环（如图9）。

　入侵产生的风暴循环
　　因为认证包不传送数据，如果接收者丢失了这个包，ACK包的发送者将不再传递。换句话说，如果一个机器在ACK风暴循环中丢掉一个包，循环便终止。幸运的是，正如您以前所知，TCP将IP用在不可靠的网络层上，以一个非空的包损失，网络设计者将迅速结束循环。而且，网上丢掉的包越多，ACK风暴持续期越短。再加之，ACK 循环是自规的--换句话说，黑客产生的循环越多，客户机和服务器接到的交通数量也越多，它反过来增加拥挤度。这样便丢掉包，有更多的循环结束。

　　TCP 连接在每次客户机或服务器发送数据时创建一个循环。如果既不是客户机又不是服务器发送数据，TCP连接便产生不了循环。如果客户机和服务器都未发送数据也没有黑客认证数据，发送者将再传这个数据。在再传之后，TCP连接将为每一个再传送创建一个风暴，最后连接的双方放弃连接，因为客户机和服务器都未发送 ACK包。如果黑客认证了数据传送，TCP连接将仅产生一个风暴。实际上，由于网上的负荷，黑客经常错过数据包，因此黑客将认证再传送的第一个包--意味着每次在黑客传输时入侵将至少产生一个ACK风暴。

　　3．前期非同步入侵

　　在前面，您了解到非同步后TCP劫持入侵（即在客户机和服务器连接之后发生的入侵）。不像非同步后劫持入侵，前期非同步入侵在客户机和服务器的早期连接建立时破坏其连接，而不是在连接已设立或完成之后。前期非同步入侵在服务器端破坏连接，在破坏连接之后，黑客创建一个具有不同顺序号的新连接，前期非同步的入侵工作如下。

　　（1）在连接创建阶段2，黑客窃听服务器发送到客户机SYN/ACK包（如图10）。
　服务器给客户机发送一个ACK包

　　（2）当黑客检测到SYN/ACK包时，黑客发送一个RST复位请求包，接着发送一个与服务器的SYN/ACK包有相同参数SYN包。然而，黑客的请求带着一个不同的顺序号。您可以把这个看作入侵者确认包（ATK_ACK_0）（如图11）。

　黑客发送两个数据包给服务器

　　（3）服务器将收到RST包时关闭第一个连接，且将在同一端重开一个新的连接，但当收到SYN包时，便具有不同顺序号，服务器将向原用户回送一个SYN/ACK包。

　　（4）黑客截取SYN/ACK包，向服务器发送它自己的ACK包，服务器开关掷向同步连接以创建状态（如图12）。

黑客截获包并建立同步接

当客户端从服务器收第一个SYN/ACK包时便把开关掷向ESTABLISHED（已创建）状态，黑客的成功依赖于为CLT_TO_SVR_OFFSET造取了正确的数值，选取错误的数值将使客户端的包和黑客的包不能被接受，而且这样可能产生意想不到的结果，包括连接的终止。

五、另一种嗅探--冒充入侵

　　4．空数据非同步入侵

　　在前面部分里，您已了解了黑客如何利用在连接的早期阶段截获一个TCP连接来实施一次前期非同步入侵，非同步一个TCP连接后，黑客能实施一次空数据非同步入侵。空数据指不会影晌服务器的任何东西，不会改变TCP 认证号，黑客通过同时向服务器和客户端发送大量数据来实施一次空数据入侵。

　　黑客发送的数据对客户端来说是不可见的。相反，空数据迫使TCP会话中连接的两台计算机切换到非同步状态，因为纯粹的空数据干预到了计算机维护TCP连接的能力。

　　5．Telnet会话入侵

　　前面部分已详述了黑客能在一个已存在的或新运行的TCP连接上实施的各种入侵。然而，黑客也可以干预到几乎任何网络通讯。例如，黑客可以用TELNET会话实施以下截获方案：

　　（1）在入侵之前，黑客通常先观察网上的传送，而不进行任何干预。

　　（2）适当时候，黑客向服务器发送一大批空数据。在被截获的TELNET会话上，黑客发送一个含扩展字号IAC NOP LAC NOP 的ATK_SVR_OFFSET字。TELNET协议将NOP命令定义为"空操作"，换句话说，不做任何操作且忽视这一对中的字。由于此空操作，服务器的 TELNET的后台驻留程序将把每个字都解释为空数值，因为这一点，后台驻留程序将数据流中的每个对删掉。然而，服务器对扩展空传送的接收将扰乱正进行工作的TELNET会话，在此步之后，服务器接收以下命令：

SVR_ACK = CLT_SEQ+ATK_SVR_OFFSET

　　（3）服务器对黑客命令的接收将创建一个非同步TELNET的连接。

　　（4）为了迫使客户机转换到非同步状态，黑客向客户端实施一个与服务器相同的步骤（如图13）。

　黑客如何向客户端和服务发送空数据
　　（5）为完成TELNET会话入侵，黑客实施前面详述的步骤，直到黑客成为TELNET会话连接的中间人（如图14）。

　　如果Telnet 会话可以传送空数据的话，黑客只能利用前面详述的五个步骤的TELNET截获方式。纵使如此，黑客对于选择合适时间发送空数据仍有困难。如果时间不正确，入侵将很容易破坏Telnet会话，或者会引起会话干扰，而不能让黑客控制会话。当您参与TELNET会话，预料不到的结果将表明黑客正在截获会话。

　　6．对ACK风暴的了解

　　在TCP连接内，几乎所有含ACK设定标识而不带数据的包都是未接收包的确认信息。在任何网上，特别是在INTERNET通讯中，将发生大量的转送。在一个遭受了前面详述的各种入侵的网上，会发生更多的转送。转送的号码将依据网上的负荷和引起风暴的黑客主机而定，一个服务器登录能包含多达300多个空包。特别地，在一个实际入侵中传送的数据包可能产生10至30个ACK空包。

　　7．检测及其副作用

　　您可以利用ACK入侵的各种缺陷来检测入侵，这部分将描述三种检测方式，但记住仍有其他方法。

　　非同步状态检测。您可以利用TCP包来观察连接双方的顺序号。根据顺序号。您可以判断出连接是否处于非同步状态。然而，仅当假定您在连接上传送顺序号时没有黑客改变它，您才可以在连接的双方阅读包--这是一个一般的安全假定。

　　ACK风暴检测：些局域以太网的TCP交通在入侵前的统计表明，总的TELNET包的无数据包率为三分之一，而当一个黑客入侵时，为1/300。

　　包百分率记数：您可以通过对包的百分率记数来监视连接的状态。通过对有入侵时的包百分率和普通数据包百分率的对比，可以提醒您存在非同步入侵。表1显示了通常连接中数据包和ACK包每分钟的数目。

　　　　　　　　　　表1 普通传送中，ACK包每分钟传送的数目
　　　　　　　　　　　包的类型 本地 以太网传输
　　　　　　　　　　　Total TCPs 80-100 1400
　　　　　　　　　　　Total ACK 25-75 500
　　　　　　　　　　　Total Telnet 10-20 1400
　　　　　　　　　　　Total Telnet ACK 5-10 45

　　TCP包和 ACK包的数目在本地以太网上变化很大。一个常规连接上的ACK TELNET包的百分率一般稳定在45％左右，Telnet会话是一种交互式会话，服务器必须对用户敲入的每一个字母进行响应和认证。事实上这正是 Telnet包计数稳定性的原因所在。在TELNET会话中，基于降低包丢失率的考虑，每个包通常仅含一个字母或一行正文，所以数据交换量较小。正如 TELNET数据流，流向远程以太网的数据与其是一致的。因为它的高数据负荷，接收主机可能丢失一些包。

　　相对地，当黑客入侵时，真正的包与ACK包的比值会发生改变。表2显示了黑客入侵时包的计数。

　　　　　　　　　　　表2 遭入侵时，ACK包的计数情况
　　　　　　　　　　　包的类型 本地连接
　　　　　　　　　　　Total Telnet 80-400
　　　　　　　　　　　Total Telnet ACK 75-400

　　在表2中，本地连接是指只有少数来自客户端的IP跳跃的一个主机的通讯会话。通讯会话的往返延迟（RTD）大约在3毫秒。例如，通讯会话可能跨越客户机与主机间的4个局域服务器。正如您所知，在黑客入侵时包计数器的改变很明显。就算它变化较为轻微，ACK计数与总包计数几乎是一致的，则交通量基本都是指认证包，意味着几乎不包括数据包

　　您已了解到实际的嗅探入侵的基础，包括一些组成部分。本部分详述的冒充入侵中，黑客用客户机IP地址作为源址向服务器发送一个SYN包以初始化通话。黑客传送的地址必须是冒充成可信任主机地址。服务器将用一个SYN/ACK包来确认SYN包，它包含以下行：

　　SEG_SEQ = SVR_SEQ_O

　　黑客因此可以用自己的包来确认服务器的SYN/ACK包。黑客数据包中包含了黑客所猜的SVR_SEQ_O的值即顺序号。如果成功，那么黑客不必嗅探客户包，因为黑客能预测SVR_SEQ_O且确认它。

　　1．冒充入侵的两个主要缺点

　　（1）黑客冒充的客户机将收到来自服务器的SYN/ACK包，而向服务器回发一个RST（复位）包，因为在客户机看来，通话不存在。而黑客可能阻止客户机的复位包产生，或当客户机未按入网络时入侵，或使客户机的TCP队列溢出，如此，客户机将在往服务器上发送数据中丢失包。

　　（2）黑客不能从服务器上得到数据，然而黑客可以发送一些足以危害主机的数据。

　　2．冒充入侵和非同步后劫持入侵的不同点

　　冒充入侵和您以前了解到的非同步后劫持入侵的四个不同之处在于：

　　（1）非同步后劫持入侵让黑客实行并控制连接的鉴别阶段，而冒充入侵依靠于可信任主机的鉴别方案。

　　（2）非同步后劫持入侵让黑客对于TCP流有很大的访问权。换句话说，黑客可以同时收发数据，而不是像冒充入侵那样仅能发送数据。

　　（3）非同步后劫持入侵利用以太网嗅探来预测或得到SVR-SEQ-O。

　　（4）黑客可以用非同步后劫持入侵法攻击任何类型主机。因为冒充入侵时要倚赖于UNIX可信任主机的模式，所以它仅能对UNIX主机进行攻击。

　　然而，如果客户机脱线了或是不能收发RST复位包，黑客可以用冒充入侵来与服务器建立一个全面的TCP连结。黑客将可代表客户机发送数据。当然，黑客必须通过认证障碍。如果系统采用的是基于可信任主机的认证，那么黑客将对主机的服务有全权访问。

　　尽管当黑客进行非同步后劫持入侵进攻局域网时，系统分析员易于核查到入侵，但在远程低带宽和低延迟网上进行非同步持劫持入侵是很有效果的。而且，正如您所知，黑客可使用与进行被动嗅探入侵（它经常发生在INTERNET）时相同的资源来实施非同步后劫持入侵。两种入侵对黑客来说其优点在于它对用户都是不可的。用户不可见很重要，INTERNET上入侵主机越来越频繁，网络安全变得令人关注，黑客的秘密行动是黑客入侵的一个重要因素。