【zz】基于TCP坚持定时器的DoS攻击

TCP通过让接收方指明从发送方接收的数据字节数(即窗口大小)来进行流量控制。如果窗口为0，将有效的阻止发送方传送数据，直到窗口变为非0为止。

假如之前TCP一方A发送了一个窗口为0的通告，那么另一方B将无法发送数据，因为A已经没有缓冲区来接受数据了，因此B只能够进行等待。这 个时候，A发送一个窗口为非0的窗口更新通告(例如上面的9号报文，实际上就是一个窗口更新通告)。这里有必要说明一下这些窗口通告，这些窗口通告，都是 附带在ACK报文中的，不带任何数据信息。TCP不对ACK报文段进行响应，TCP只确认那些包含有数据的ACK报文段。
如果刚才A发送的窗口非 0的窗口通告在传输过程中丢失了，那会出现什么情况？

A等待接收数据，因为它已经发送出窗口非0的窗口通告；B在继续等待已经丢失的窗口 通告。这样子就形成了死锁。为了避免这种死锁的发生，发送方B应该使用一个坚持定时器(persist timer)来周期性地向接收方A查询，以便发现窗口是否已增大。这些从发送方A发出的报文段称为窗口探查(window probe)。

基 于TCP坚持定时器的DoS攻击的思路如上图所示。当三次握手完成之后，攻击者A向被攻击者B发送一个应用请求，被攻击者B肯定要向A进行数据响应。这个 时候不同的OS会有不同的行为，这里不再详述，具体的可以查看参考2中的那篇phrack文章。攻击者A在这个时候向被攻击者发送一个窗口为0的窗口通 告，这样就表明A现在没有能力继续接收这些数据，需要B进行等待，一直到A向其发送一个非0的窗口通告。
根据上面描述的TCP坚持定时器，被攻击 者B会不断的向A发送窗口探测消息。实际上每次窗口探测的时间间隔是呈一个指数级增长，而且窗口探测消息的数量也不是无限制的。在Linux内核中，重传 超时定时器和坚持定时器代码逻辑是相同的，只不过是根据参数的不同，动作不同，它们都是通过/proc/sys/net/ipv4 /tcp_retries2进行控制。
具体的代码分析，可以阅读参考2，或者是自己看内核代码。

参考：
1. 《TCP/IP详解 卷1：协议》 第22章 TCP的坚持定时器
2.