*** 攻击的一般原理和 *** 是什么
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常见 *** 攻击原理
1.1 TCP SYN拒绝服务攻击
一般情况下，一个TCP连接的建立需要经过三次握手的过程，即：
1、 建立发起者向目标计算机发送一个TCP SYN报文；
2、桐芹 目标计算机收到这个SYN报文后，在内存中创建TCP连接控制块（TCB），然后向发起者回送一个TCP ACK报文，等待发起者的回应；
3、 发起者收到TCP ACK报文后，再回应一个ACK报文，这样TCP连接就建立起来了。
利用这个过程，一些恶意的攻击者可以进行所谓的TCP SYN拒绝局枣毕服务攻击：
1、 攻击者向目标计算机发送一个TCP SYN报文；
2、 目标计算机收到这个报文后，建立TCP连接控制结构（TCB），并回应一个ACK，等待发起者的回应；
3、 而发起者则不向目标计算机回应ACK报文，这样导致目标计算机一致处于等待状态。
可以看出，目标计算机如果接收到大量的TCP SYN报文，而没有收到发起者的第三次ACK回应，会一直等待，处于这样尴尬状态的半连接如果很多，则会把目标计算机的资源（TCB控制结构，TCB，一般情况下是有限的）耗尽，而不能响应正常的TCP连接请求。
1.2 ICMP洪水
正常情况下，为了对 *** 进行诊断，一些诊断程序，比如PING等，会发出ICMP响应请求报文（ICMP ECHO），接收计算机接收到ICMP ECHO后，会回应一个ICMP ECHO Reply报文。而这个过程是需要CPU处理的，有的情况下还可能消耗掉大量的资源，比如处理分片的时候。这样如果攻击者向目标计算机发送大量的ICMP ECHO报文（产生ICMP洪水），则目标计算机会忙于处理这些ECHO报文，而无法继续处理其它的 *** 数据报文，这也是一种拒绝服务攻击（DOS）。
1.3 UDP洪水
原理与ICMP洪水类似，攻击者通过发送大量的UDP报文给目标计算机，导致目标计算机忙于处理这些UDP报文而无法继续处理正常的报文。
1.4 端口扫描
根据TCP协议规范，当一台计算机收到一个TCP连接建立请求报文（TCP SYN）的时候，做这样的处理：
1、 如果请求的TCP端口是开放的，则回应一个TCP ACK报文，并建立TCP连接控制结构（TCB）；
2、 如果请求的TCP端口没有开放，则回应一个TCP RST（TCP头部中的RST标志设为1）报文，告诉发起计算机，该端口没有开放。
相应地，如果IP协议栈收到一个UDP报文，做如下处理：
1、 如果该报文的目标端口开放，则把该UDP报文送上层协议（UDP）处理，不回应任何报文（上层协议根据处理结果而回应的报文例外）；
2、 如果该报文的目标端口没有开放，则向发起者回应一个ICMP不可达报文，告诉发起者计算机该UDP报文的端口不可达。
利用这个原理，攻击者计算机便可以通过发送合适的报文，判断目标计算机哪些TCP或UDP端口是开放的，过程如下：
1、 发出端口号从0开始依次递增的TCP SYN或UDP报文（端口号是一个16比特的数字，这样更大为65535，数量很有限）；
2、 如果收到了针对这个TCP报文的RST报文，或针对这个UDP报文的ICMP不可达报文，则说明这个端口没有开放；
3、 相反，如果收到了针对这个TCP SYN报文的ACK报文，或者没有接收到任何针对该UDP报文的ICMP报文，则说明该TCP端口是开放的，UDP端口可能开放（因为有的实现中可能不回应ICMP不可达报文，即使该UDP端口没有开放）。
这样继续下去，便可以很容易的判断出目标计算机开放了哪些TCP或UDP端口，然后针对端口的具体数字，进行下一步攻击，这就是所谓的端口扫描攻击。
1.5 分片IP报文攻击
为了传送一个大的IP报文，IP协议栈需要根据链路接口的MTU对该IP报文进行分片，通过填充适当的IP头中的分片指示字段，接收计算机可以很容易的把这些IP分片报文组装起来。
目标计算机在处理这些分片报文的时候，会把先到的分片报文缓存起来，然后一直等待后续的分片报文，这个过程会消耗掉一部分岩举内存，以及一些IP协议栈的数据结构。如果攻击者给目标计算机只发送一片分片报文，而不发送所有的分片报文，这样攻击者计算机便会一直等待（直到一个内部计时器到时），如果攻击者发送了大量的分片报文，就会消耗掉目标计算机的资源，而导致不能相应正常的IP报文，这也是一种DOS攻击。
1.6 SYN比特和FIN比特同时设置
在TCP报文的报头中，有几个标志字段：
1、 SYN：连接建立标志，TCP SYN报文就是把这个标志设置为1，来请求建立连接；
2、 ACK：回应标志，在一个TCP连接中，除了之一个报文（TCP SYN）外，所有报文都设置该字段，作为对上一个报文的相应；
3、 FIN：结束标志，当一台计算机接收到一个设置了FIN标志的TCP报文后，会拆除这个TCP连接；
4、 RST：复位标志，当IP协议栈接收到一个目标端口不存在的TCP报文的时候，会回应一个RST标志设置的报文；
5、 PSH：通知协议栈尽快把TCP数据提交给上层程序处理。
正常情况下，SYN标志（连接请求标志）和FIN标志（连接拆除标志）是不能同时出现在一个TCP报文中的。而且RFC也没有规定IP协议栈如何处理这样的畸形报文，因此，各个操作系统的协议栈在收到这样的报文后的处理方式也不同，攻击者就可以利用这个特征，通过发送SYN和FIN同时设置的报文，来判断操作系统的类型，然后针对该操作系统，进行进一步的攻击。
1.7 没有设置任何标志的TCP报文攻击
正常情况下，任何TCP报文都会设置SYN，FIN，ACK，RST，PSH五个标志中的至少一个标志，之一个TCP报文（TCP连接请求报文）设置SYN标志，后续报文都设置ACK标志。有的协议栈基于这样的假设，没有针对不设置任何标志的TCP报文的处理过程，因此，这样的协议栈如果收到了这样的报文，可能会崩溃。攻击者利用了这个特点，对目标计算机进行攻击。
1.8 设置了FIN标志却没有设置ACK标志的TCP报文攻击
正常情况下，ACK标志在除了之一个报文（SYN报文）外，所有的报文都设置，包括TCP连接拆除报文（FIN标志设置的报文）。但有的攻击者却可能向目标计算机发送设置了FIN标志却没有设置ACK标志的TCP报文，这样可能导致目标计算机崩溃。
1.9 死亡之PING
TCP/IP规范要求IP报文的长度在一定范围内（比如，0－64K），但有的攻击计算机可能向目标计算机发出大于64K长度的PING报文，导致目标计算机IP协议栈崩溃。
1.10 地址猜测攻击
跟端口扫描攻击类似，攻击者通过发送目标地址变化的大量的ICMP ECHO报文，来判断目标计算机是否存在。如果收到了对应的ECMP ECHO REP *** 报文，则说明目标计算机是存在的，便可以针对该计算机进行下一步的攻击。
1.11 泪滴攻击
对于一些大的IP包，需要对其进行分片传送，这是为了迎合链路层的MTU（更大传输单元）的要求。比如，一个4500字节的IP包，在MTU为1500的链路上传输的时候，就需要分成三个IP包。
在IP报头中有一个偏移字段和一个分片标志（MF），如果MF标志设置为1，则表面这个IP包是一个大IP包的片断，其中偏移字段指出了这个片断在整个IP包中的位置。例如，对一个4500字节的IP包进行分片（MTU为1500），则三个片断中偏移字段的值依次为：0，1500，3000。这样接收端就可以根据这些信息成功的组装该IP包。
如果一个攻击者打破这种正常情况，把偏移字段设置成不正确的值，即可能出现重合或断开的情况，就可能导致目标操作系统崩溃。比如，把上述偏移设置为0，1300，3000。这就是所谓的泪滴攻击。
1.12 带源路由选项的IP报文
为了实现一些附加功能，IP协议规范在IP报头中增加了选项字段，这个字段可以有选择的携带一些数据，以指明中间设备（路由器）或最终目标计算机对这些IP报文进行额外的处理。
源路由选项便是其中一个，从名字中就可以看出，源路由选项的目的，是指导中间设备（路由器）如何转发该数据报文的，即明确指明了报文的传输路径。比如，让一个IP报文明确的经过三台路由器R1，R2，R3，则可以在源路由选项中明确指明这三个路由器的接口地址，这样不论三台路由器上的路由表如何，这个IP报文就会依次经过R1，R2，R3。而且这些带源路由选项的IP报文在传输的过程中，其源地址不断改变，目标地址也不断改变，因此，通过合适的设置源路由选项，攻击者便可以伪造一些合法的IP地址，而蒙混进入 *** 。
1.13 带记录路由选项的IP报文
记录路由选项也是一个IP选项，携带了该选项的IP报文，每经过一台路由器，该路由器便把自己的接口地址填在选项字段里面。这样这些报文在到达目的地的时候，选项数据里面便记录了该报文经过的整个路径。
通过这样的报文可以很容易的判断该报文经过的路径，从而使攻击者可以很容易的寻找其中的攻击弱点。
1.14 未知协议字段的IP报文
在IP报文头中，有一个协议字段，这个字段指明了该IP报文承载了何种协议 ，比如，如果该字段值为1，则表明该IP报文承载了ICMP报文，如果为6，则是TCP，等等。目前情况下，已经分配的该字段的值都是小于100的，因此，一个带大于100的协议字段的IP报文，可能就是不合法的，这样的报文可能对一些计算机操作系统的协议栈进行破坏。
1.15 IP地址欺骗
一般情况下，路由器在转发报文的时候，只根据报文的目的地址查路由表，而不管报文的源地址是什么，因此，这样就 可能面临一种危险：如果一个攻击者向一台目标计算机发出一个报文，而把报文的源地址填写为第三方的一个IP地址，这样这个报文在到达目标计算机后，目标计算机便可能向毫无知觉的第三方计算机回应。这便是所谓的IP地址欺骗攻击。
比较著名的SQL Server蠕虫病毒，就是采用了这种原理。该病毒（可以理解为一个攻击者）向一台运行SQL Server解析服务的服务器发送一个解析服务的UDP报文，该报文的源地址填写为另外一台运行SQL Server解析程序（SQL Server 2000以后版本）的服务器，这样由于SQL Server 解析服务的一个漏洞，就可能使得该UDP报文在这两台服务器之间往复，最终导致服务器或 *** 瘫痪。
1.16 WinNuke攻击
NetBIOS作为一种基本的 *** 资源访问接口，广泛的应用于文件共享，打印共享，进程间通信（IPC），以及不同操作系统之间的数据交换。一般情况下，NetBIOS是运行在LLC2链路协议之上的，是一种基于组播的 *** 访问接口。为了在TCP/IP协议栈上实现NetBIOS，RFC规定了一系列交互标准，以及几个常用的TCP/UDP端口：
139：NetBIOS会话服务的TCP端口；
137：NetBIOS名字服务的UDP端口；
136：NetBIOS数据报服务的UDP端口。
WINDOWS操作系统的早期版本（WIN95/98/NT）的 *** 服务（文件共享等）都是建立在NetBIOS之上的，因此，这些操作系统都开放了139端口（最新版本的WINDOWS 2000/XP/2003等，为了兼容，也实现了NetBIOS over TCP/IP功能，开放了139端口）。
WinNuke攻击就是利用了WINDOWS操作系统的一个漏洞，向这个139端口发送一些携带TCP带外（OOB）数据报文，但这些攻击报文与正常携带OOB数据报文不同的是，其指针字段与数据的实际位置不符，即存在重合，这样WINDOWS操作系统在处理这些数据的时候，就会崩溃。
1.17 Land攻击
LAND攻击利用了TCP连接建立的三次握手过程，通过向一个目标计算机发送一个TCP SYN报文（连接建立请求报文）而完成对目标计算机的攻击。与正常的TCP SYN报文不同的是，LAND攻击报文的源IP地址和目的IP地址是相同的，都是目标计算机的IP地址。这样目标计算机接收到这个SYN报文后，就会向该报文的源地址发送一个ACK报文，并建立一个TCP连接控制结构（TCB），而该报文的源地址就是自己，因此，这个ACK报文就发给了自己。这样如果攻击者发送了足够多的SYN报文，则目标计算机的TCB可能会耗尽，最终不能正常服务。这也是一种DOS攻击。
1.18 Script/ActiveX攻击
Script是一种可执行的脚本，它一般由一些脚本语言写成，比如常见的JAVA SCRIPT，VB SCRIPT等。这些脚本在执行的时候，需要一个专门的解释器来翻译，翻译成计算机指令后，在本地计算机上运行。这种脚本的好处是，可以通过少量的程序写作，而完成大量的功能。
这种SCRIPT的一个重要应用就是嵌入在WEB页面里面，执行一些静态WEB页面标记语言（HTML）无法完成的功能，比如本地计算，数据库查询和修改，以及系统信息的提取等。这些脚本在带来方便和强大功能的同时，也为攻击者提供了方便的攻击途径。如果攻击者写一些对系统有破坏的SCRIPT，然后嵌入在WEB页面中，一旦这些页面被下载到本地，计算机便以当前用户的权限执行这些脚本，这样，当前用户所具有的任何权限，SCRIPT都可以使用，可以想象这些恶意的SCRIPT的破坏程度有多强。这就是所谓的SCRIPT攻击。
ActiveX是一种控件对象，它是建立在MICROSOFT的组件对象模型（COM）之上的，而COM则几乎是Windows操作系统的基础结构。可以简单的理解，这些控件对象是由 *** 和属性构成的， *** 即一些操作，而属性则是一些特定的数据。这种控件对象可以被应用程序加载，然后访问其中的 *** 或属性，以完成一些特定的功能。可以说，COM提供了一种二进制的兼容模型（所谓二进制兼容，指的是程序模块与调用的编译环境，甚至操作系统没有关系）。但需要注意的是，这种对象控件不能自己执行，因为它没有自己的进程空间，而只能由其它进程加载，并调用其中的 *** 和属性，这时候，这些控件便在加载进程的进程空间运行，类似与操作系统的可加载模块，比如DLL库。
ActiveX控件可以嵌入在WEB页面里面，当浏览器下载这些页面到本地后，相应地也下载了嵌入在其中的ActiveX控件，这样这些控件便可以在本地浏览器进程空间中运行（ActiveX空间没有自己的进程空间，只能由其它进程加载并调用），因此，当前用户的权限有多大，ActiveX的破坏性便有多大。如果一个恶意的攻击者编写一个含有恶意代码的ActiveX控件，然后嵌入在WEB页面中，被一个浏览用户下载后执行，其破坏作用是非常大的。这便是所谓的ActiveX攻击。
1.19 Smurf攻击
ICMP ECHO请求包用来对 *** 进行诊断，当一台计算机接收到这样一个报文后，会向报文的源地址回应一个ICMP ECHO REP *** 。一般情况下，计算机是不检查该ECHO请求的源地址的，因此，如果一个恶意的攻击者把ECHO的源地址设置为一个广播地址，这样计算机在恢复REP *** 的时候，就会以广播地址为目的地址，这样本地 *** 上所有的计算机都必须处理这些广播报文。如果攻击者发送的ECHO 请求报文足够多，产生的REP *** 广播报文就可能把整个 *** 淹没。这就是所谓的 *** urf攻击。
除了把ECHO报文的源地址设置为广播地址外，攻击者还可能把源地址设置为一个子网广播地址，这样，该子网所在的计算机就可能受影响。
1.20 虚拟终端（VTY）耗尽攻击
这是一种针对 *** 设备的攻击，比如路由器，交换机等。这些 *** 设备为了便于远程管理，一般设置了一些TELNET用户界面，即用户可以通过TELNET到该设备上，对这些设备进行管理。
一般情况下，这些设备的TELNET用户界面个数是有限制的，比如，5个或10个等。这样，如果一个攻击者同时同一台 *** 设备建立了5个或10个TELNET连接，这些设备的远程管理界面便被占尽，这样合法用户如果再对这些设备进行远程管理，则会因为TELNET连接资源被占用而失败。
1.21 路由协议攻击
*** 设备之间为了交换路由信息，常常运行一些动态的路由协议，这些路由协议可以完成诸如路由表的建立，路由信息的分发等功能。常见的路由协议有RIP，OSPF，IS-IS，BGP等。这些路由协议在方便路由信息管理和传递的同时，也存在一些缺陷，如果攻击者利用了路由协议的这些权限，对 *** 进行攻击，可能造成 *** 设备路由表紊乱（这足可以导致 *** 中断）， *** 设备资源大量消耗，甚至导致 *** 设备瘫痪。
下面列举一些常见路由协议的攻击方式及原理：
1.21.1 针对RIP协议的攻击
RIP，即路由信息协议，是通过周期性（一般情况下为30S）的路由更新报文来维护路由表的，一台运行RIP路由协议的路由器，如果从一个接口上接收到了一个路由更新报文，它就会分析其中包含的路由信息，并与自己的路由表作出比较，如果该路由器认为这些路由信息比自己所掌握的要有效，它便把这些路由信息引入自己的路由表中。
这样如果一个攻击者向一台运行RIP协议的路由器发送了人为构造的带破坏性的路由更新报文，就很容易的把路由器的路由表搞紊乱，从而导致 *** 中断。
如果运行RIP路由协议的路由器启用了路由更新信息的HMAC验证，则可从很大程度上避免这种攻击。
1.21.2 针对OSPF路由协议的攻击
OSPF，即开放最短路径优先，是一种应用广泛的链路状态路由协议。该路由协议基于链路状态算法，具有收敛速度快，平稳，杜绝环路等优点，十分适合大型的计算机 *** 使用。OSPF路由协议通过建立邻接关系，来交换路由器的本地链路信息，然后形成一个整网的链路状态数据库，针对该数据库，路由器就可以很容易的计算出路由表。
可以看出，如果一个攻击者冒充一台合法路由器与 *** 中的一台路由器建立邻接关系，并向攻击路由器输入大量的链路状态广播（LSA，组成链路状态数据库的数据单元），就会引导路由器形成错误的 *** 拓扑结构，从而导致整个 *** 的路由表紊乱，导致整个 *** 瘫痪。
当前版本的WINDOWS 操作系统（WIN 2K/XP等）都实现了OSPF路由协议功能，因此一个攻击者可以很容易的利用这些操作系统自带的路由功能模块进行攻击。
跟RIP类似，如果OSPF启用了报文验证功能（HMAC验证），则可以从很大程度上避免这种攻击。
1.21.3 针对IS-IS路由协议的攻击
IS-IS路由协议，即中间系统到中间系统，是ISO提出来对ISO的CLNS *** 服务进行路由的一种协议，这种协议也是基于链路状态的，原理与OSPF类似。IS-IS路由协议经过 扩展，可以运行在IP *** 中，对IP报文进行选路。这种路由协议也是通过建立邻居关系，收集路由器本地链路状态的手段来完成链路状态数据库同步的。该协议的邻居关系建立比OSPF简单，而且也省略了OSPF特有的一些特性，使该协议简单明了，伸缩性更强。
对该协议的攻击与OSPF类似，通过一种模拟软件与运行该协议的路由器建立邻居关系，然后传颂给攻击路由器大量的链路状态数据单元（LSP），可以导致整个 *** 路由器的链路状态数据库不一致（因为整个 *** 中所有路由器的链路状态数据库都需要同步到相同的状态），从而导致路由表与实际情况不符，致使 *** 中断。
与OSPF类似，如果运行该路由协议的路由器启用了IS-IS协议单元（PDU）HMAC验证功能，则可以从很大程度上避免这种攻击。
1.22 针对设备转发表的攻击
为了合理有限的转发数据， *** 设备上一般都建立一些寄存器表项，比如MAC地址表，ARP表，路由表，快速转发表，以及一些基于更多报文头字段的表格，比如多层交换表，流项目表等。这些表结构都存储在设备本地的内存中，或者芯片的片上内存中，数量有限。如果一个攻击者通过发送合适的数据报，促使设备建立大量的此类表格，就会使设备的存储结构消耗尽，从而不能正常的转发数据或崩溃。
下面针对几种常见的表项，介绍其攻击原理：
1.22.1 针对MAC地址表的攻击
MAC地址表一般存在于以太网交换机上，以太网通过分析接收到的数据帧的目的MAC地址，来查本地的MAC地址表，然后作出合适的转发决定。
这些MAC地址表一般是通过学习获取的，交换机在接收到一个数据帧后，有一个学习的过程，该过程是这样的：
a) 提取数据帧的源MAC地址和接收到该数据帧的端口号；
查MAC地址表，看该MAC地址是否存在，以及对应的端口是否符合；
c) 如果该MAC地址在本地MAC地址表中不存在，则创建一个MAC地址表项；
d) 如果存在，但对应的出端口跟接收到该数据帧的端口不符，则更新该表；
e) 如果存在，且端口符合，则进行下一步处理。
分析这个过程可以看出，如果一个攻击者向一台交换机发送大量源MAC地址不同的数据帧，则该交换机就可能把自己本地的MAC地址表学满。一旦MAC地址表溢出，则交换机就不能继续学习正确的MAC表项，结果是可能产生大量的 *** 冗余数据，甚至可能使交换机崩溃。
而构造一些源MAC地址不同的数据帧，是非常容易的事情。
1.22.2 针对ARP表的攻击
ARP表是IP地址和MAC地址的映射关系表，任何实现了IP协议栈的设备，一般情况下都通过该表维护IP地址和MAC地址的对应关系，这是为了避免ARP解析而造成的广播数据报文对 *** 造成冲击。ARP表的建立一般情况下是通过二个途径：
1、 主动解析，如果一台计算机想与另外一台不知道MAC地址的计算机通信，则该计算机主动发ARP请求，通过ARP协议建立（前提是这两台计算机位于同一个IP子网上）；
2、 被动请求，如果一台计算机接收到了一台计算机的ARP请求，则首先在本地建立请求计算机的IP地址和MAC地址的对应表。
因此，如果一个攻击者通过变换不同的IP地址和MAC地址，向同一台设备，比如三层交换机发送大量的ARP请求，则被攻击设备可能会因为ARP缓存溢出而崩溃。
针对ARP表项，还有一个可能的攻击就是误导计算机建立正确的ARP表。根据ARP协议，如果一台计算机接收到了一个ARP请求报文，在满足下列两个条件的情况下，该计算机会用ARP请求报文中的源IP地址和源MAC地址更新自己的ARP缓存：
1、 如果发起该ARP请求的IP地址在自己本地的ARP缓存中；
2、 请求的目标IP地址不是自己的。
可以举一个例子说明这个过程，假设有三台计算机A，B，C，其中B已经正确建立了A和C计算机的ARP表项。假设A是攻击者，此时，A发出一个ARP请求报文，该请求报文这样构造：
1、 源IP地址是C的IP地址，源MAC地址是A的MAC地址；
2、 请求的目标IP地址是A的IP地址。
这样计算机B在收到这个ARP请求报文后（ARP请求是广播报文， *** 上所有设备都能收到），发现B的ARP表项已经在自己的缓存中，但MAC地址与收到的请求的源MAC地址不符，于是根据ARP协议，使用ARP请求的源MAC地址（即A的MAC地址）更新自己的ARP表。
这样B的ARP混存中就存在这样的错误ARP表项：C的IP地址跟A的MAC地址对应。这样的结果是，B发给C的数据都被计算机A接收到。
1.22.3 针对流项目表的攻击
有的 *** 设备为了加快转发效率，建立了所谓的流缓存。所谓流，可以理解为一台计算机的一个进程到另外一台计算机的一个进程之间的数据流。如果表现在TCP/IP协议上，则是由（源IP地址，目的IP地址，协议号，源端口号，目的端口号）五元组共同确定的所有数据报文。
一个流缓存表一般由该五元组为索引，每当设备接收到一个IP报文后，会首先分析IP报头，把对应的五元组数据提取出来，进行一个HASH运算，然后根据运算结果查询流缓存，如果查找成功，则根据查找的结果进行处理，如果查找失败，则新建一个流缓存项，查路由表，根据路由表查询结果填完整这个流缓存，然后对数据报文进行转发（具体转发是在流项目创建前还是创建后并不重要）。
可以看出，如果一个攻击者发出大量的源IP地址或者目的IP地址变化的数据报文，就可能导致设备创建大量的流项目，因为不同的源IP地址和不同的目标IP地址对应不同的流。这样可能导致流缓存溢出
centos下的snort如何在检测到各种攻击，并且将预警显示在base上，如端口扫描，arp欺骗，DDOS攻击等。
snort是一个强大的轻量级的 *** 入侵检测系统。它具有实时数据流量分析和日志IP *** 数据包的能力，能够进行协议分析，对内容进行搜索/匹配。没备它能够检测各种不同的攻击方式，对攻击进行实时报慎雀警。此外，snort具有很好的扩展性和可移植性。本文将讲述如何开发snort规则。
1.基础
snort使用一种简单的规则描述语言,这种描述语言易于扩展，功能也比较强大。下面是一些最基本的东西：
snort的每条规则必须在一行中，它的规则解释器无法对跨行的规则进行解析。注意：由于排版的原因本文的例子有的分为两行。
snort的每条规则都可以分成逻辑上的两个部分：规则头和规则选项。规则头包括：规则行为(rule's action)、协议(protocol)、源/目的IP地址、子网掩码以及源/目的端口。规则选项包含报警信息和异常包的信息(特征码,signature)，使用这些特征码来决定是否采取规则规定的行动。
这是一个例子：
alert tcp any any - 192.168.1.0/24 111(content:"|00 01 86 a5|";msg:"mountd access";)
表1.一条简单的snort规则
从开头到最左边的括号属于规则头部分，括号内的部分属于规则选项。规则选项中冒号前面的词叫做选项关键词(option keywords)。注意对于每条规则来说规则选项不是必需的，它们是为了更加详细地定义应该收集或者报警的数据包。只有匹配所有选项的数据包，snort才会执行其规则行为。如果许多选项组合在一起，它们之间是逻辑与的关系。让我们从规枯孝毁则头开始。
【Linux】 Centos7 NC探测端口命令
linux centos7 测试端口的连通性， 分别测试TCP端口与UDP端口
安装nc命令
一、nc命令检测端口的用法
1 这个需要Linux服务器里边支态带盯持nc命令，检查NC 是否安装
2 安装nc
3 探测端口
错误信息如下
百度了半天没一个结果， google了一下就有结果了， 经测试成功.
4 原因分析：
-z参数原为扫行禅描目标port是否打开， TCP三次握手成帆和功则ok
但CentOS7新版的nc命令已取消了-z， 需输入重定向 /dev/null 才能成功
5 探测 udp： 通过 nc -h 可以看出，只需要加个 -u 即可。
更多高级应用参考：
汇总下关于安全的13款必备工具
汇总下关于安全的几款必备工具：
Burp Suite 是用于攻击web 应用程序的集成平台，http协议分析神器，里面包括了不少安全必备的功能，重放、爆破、扫描并且支持自定义脚本，实现自己想要的功能。Burp Suite为这些工具设计了许多接口，以加快攻击应用程序的过程。所有工具都共享一个请求，并能处理对应的HTTP 消息、持久性、认证、 *** 、日志、警报。
工具下载地址：
工具运行需要Java环境，请自行安装。
Nmap，也就是Network Mapper，最早是Linux下的 *** 扫描和嗅探工具包，扫描 *** 情况和端口开放情况，也可以加载nmap内置的poc脚本发现安全漏洞
官网：
nmap是一个 *** 连接端扫描软件，用来扫描网上电脑开放的 *** 连接端。确定哪些服务运行在哪些连接端，并且推断计算机运行哪个操作系统（这是亦称 fingerprinting）。它是 *** 管理员必用的软件之一，以及用以评估 *** 系统安全。
正如大多数被用于 *** 安全的工具，nmap 也是不少黑客及骇客（又称脚本小子）爱用的工具 。系统管理员可以利用nmap来探测工作环境中未经批准使用的服务器，但是黑客会利用nmap来搜集目标电脑的 *** 设定，从而计划攻击的 *** 。
Nmap 常被跟评估系统漏洞软件Nessus 混为一谈。Nmap 以隐秘的手法，避开闯入检测系统的监视，并尽可能不影响目标系统的日清段孙常操作。
这个主要是利用sql注入漏洞的工具，可以自定义扫描规则和方式，若是通读源码之后对sql注入会有相当深的理解
官网：
这个是域名爆破工具，owasp开发的，该工具采用Go语言开发，它可以通过遍历等形式爬取数据源和Web文档，或利用IP地址来搜索相关的网块和ASN，并利用所有收集到的信息来构建目标 *** 拓扑。速度和发现都相当不错。
项目地址：
官网
ubuntu下安装命令如下：
Masscan，是 robertdavidgraham 在 Github 上开源的端口扫描工具。
Masscan 性能优越，极限速度可以从单机每秒发送1000万个数据包。Masscan 使用了与另一个著名的扫描工具 —— nmap 类似的命令行参数，方便进行上手使用。
Masscan 针对 TCP 端口进行扫描，使用 SYN 扫描的方式，不建立一个完全的 TCP 连接，而是首先发送一个 SYN 数据包到目标端口，然后等待接收。如果接收到 SYN-ACK 包，则说明该端口是开放的，此时发送一个 RST 结束建立过程即可答链；否则，若目标返回 RST，则端口不开放。 这个用来发现大规模 *** 下存活的ip和端口还是不错，配合nmap发现服务可快速扫描 ***
项目代码位于
安装 Masscan 可以从源码进行编译，在 Debian/Ubuntu 平台上，使用命令：
编译得到的二进制燃茄程序位于子文件夹 masscan/bin。由于代码中包含了大量的小文件，可以开启多线程模式进行编译：
Wireshark（前称Ethereal）是一个 *** 封包分析软件。 *** 封包分析软件的功能是截取 *** 封包，并尽可能显示出最为详细的 *** 封包资料。Wireshark使用WinPCAP作为接口，直接与网卡进行数据报文交换。
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7、metasploit
Metasploit是一款开源的安全漏洞检测工具，可以帮助安全和IT专业人士识别安全性问题，验证漏洞的缓解措施，并管理专家驱动的安全性进行评估，提供真正的安全风险情报。这些功能包括智能开发，代码审计，Web应用程序扫描， 社会 工程。团队合作，在Metasploit和综合报告提出了他们的发现。
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Cobalt Strike是一款基于java的渗透测试神器，常被业界人称为CS神器。自3.0以后已经不在使用Metasploit框架而作为一个独立的平台使用，分为客户端与服务端，服务端是一个，客户端可以有多个，非常适合团队协同作战，多个攻击者可以同时连接到一个团队服务器上，共享攻击资源与目标信息和sessions，可模拟APT做模拟对抗，进行内网渗透。
Cobalt Strike集成了端口转发、服务扫描，自动化溢出，多模式端口监听，win exe木马生成，win dll木马生成，java木马生成，office宏病毒生成，木马捆绑；钓鱼攻击包括：站点克隆，目标信息获取，java执行，浏览器自动攻击等等。
mimikatz可以从内存中提取明文密码、哈希、PIN 码和 kerberos 票证。 mimikatz 还可以执行哈希传递、票证传递或构建黄金票证。
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这个是内网端口转发工具，对于无法出网的端口相当好用。有Windows版和Linux版两个版本，Windows版是lcx.exe,Linux版为portmap。
lcx有两大功能：
*** 隧道工具，可以让工具走隧道进入内网环境，配合msf中的 *** 相当好用
github地址
1.建立文件夹proxychains，并进入下载
2.解压缩
3.进入解压缩后的目录进行安装
4.配置环境变量 打开文件.bashrc
将下面一段话考入该文件
使改变生效
有管理员权限 直接执行以下命令
netcat被誉为 *** 安全界的‘瑞士军刀’，命令用于设置路由器。 一个简单而有用的工具，透过使用TCP或UDP协议的 *** 连接去读写数据。它被设计成一个稳定的后门工具，能够直接由其它程序和脚本轻松驱动。同时，它也是一个功能强大的 *** 调试和探测工具，能够建立你需要的几乎所有类型的 *** 连接，还有几个很有意思的内置功能(详情请看下面的使用 *** )。
【没有找到该工具logo，随便找一个凑数】
中国蚁剑是一款开源的跨平台网站管理工具，它主要面向于合法授权的渗透测试安全人员以及进行常规操作的网站管理员。
通俗的讲：中国蚁剑是 一 款比菜刀还牛的shell控制端软件。
唯一官方github下载地址：
嫌弃一个个下载麻烦的同学有福了， 一口君已经下载，并存放在网盘里，
后台回复： 安全工具 即可下载
不属于常见的信息安全问题是什么

活动

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cloud-man
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盘点常见的7种 *** 安全威胁 原创
2021-02-01 15:17:01
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cloud-man 
码龄3年
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随着大数据、移动互联网、云计算、物联网等新技术的快速发展，数据信息量与流动性增大，运维面临的 *** 安全压力增加。在错综复杂的 *** 环境中，攻击者利用系统安全漏洞进行病毒勒索和塌轿攻击，威胁系统、信息传播、信息内容和 *** 的安全性。

以下盘点7种运维常见的 *** 安全威胁：
1.DOS/DDOS
DOS/DDOS故意地攻击 *** 协议实现的缺陷或直接通过野蛮手段耗尽被攻击对象的资源，使服务系统停止响应甚至崩溃，计算机或 *** 无法接受外界的请求。
2.缓冲区溢出
缓冲区溢出攻击是利用缓冲区溢出漏洞，取得系统特权，所进行的攻击行动。缓冲区溢出会导致程序崩溃、系统关机、重新启动等问题。
3.端口扫描攻击
端口扫描攻击是一种常用的探测技术，攻击团兆肆者向目标计算机发送一组端口扫描消息，探寻弱点，试图以此进行入侵。
4.病毒传播
病毒是攻击者利用目标计算机软件和硬件固有的脆弱性编制一组指令集或程序代码，潜伏在存储介质（或程序）里，当被激活时，感染其他程序，对计算机资源进行破坏。中毒后，通常表现为：增、删、改、移。
5.木马攻击
木马是一段具有特殊功能的恶意代码，通过寻找计算机后门，隐藏在正常程序中。攻击者通过木马远程控制计算机的程序，对目标计算机实施监控、破坏和删除文件、发送密码、记录键盘猜让和DOS攻击。
6.IP欺骗
IP地址欺骗是用IP数据包伪造源IP地址，以便冒充其他系统或发件人的身份，取得目标计算机信任，发送恶意请求，获取机密信息或使目标系统受到攻击却无法确认攻击源。
7.ARP欺骗
ARP欺骗是通过欺骗局域网内访问者PC的网关MAC地址，使访问者PC错以为攻击者更改后的MAC地址是网关的MAC，导致 *** 不通。
面对以上种种威胁，运维应该学会通过 *** 安全智能化管理，构筑安全堤坝，防范安全风险。
计算机风险评估怎么写
1. 版本演变评估规则
1.1. 基本原则
这个问题可以参考任何一本关于计算机 *** 、操作系统的教材，可以看到各式各样的要求，总体上的要求都是源于国际化的评估标准ISO来确定的。所以在这里我们不再细说，仅列表显示：
• 静态 *** 安全风险分析与评估；
• *** 拓扑结构安全性分析；
• *** 拓扑结构是否满足安全需求；
• 内外服务器的安全策略；
• 内部 *** 的安全域范围划分。
• 防火墙系统的安全性分析；
• 防火墙口令强度分析；
• 防火墙安全策略分析；
• 防火墙日志分析。
• 操作系统和服务器系统的安全性分析；
• 操作系统的版本橡余及其补丁分析；
• 服务器的版本及其补丁分析；
• IIS的系统设置，用户管理，访问规则的风险评估；
• 提供各种 *** 服务软件的版本，补丁及其配置文件；
• 相关日志分析，检查可疑操作及行为；
• 检测系统后门程序。
• *** 设备的安全性分析；
• 路由器的口令强度分析；
• 交换机的划分区域分析；
• 拨号设备的安全策略分析；
• 加密设备的安全性分析；
• 数据备份的安全性分析；
• 防恶意代码的安全性分析；
• 系统处理病毒的有效性分析；
• 系统处理特洛伊木马的有效性分析。
• 提供分析报告和安全建议；
• 系统漏洞和 *** 漏洞扫描及安全检测；
• 系统安全检测；
• 系统帐号检测；
• 组帐号检测；
• 系统日志检测；
• 主机信任关系检测；
• 系统配置文件检测；
• 关键系统文件的基线检测；
• 口令强度检测；
• 系统安全漏洞检测；
• 系统脆弱性分析；
• 有控制的渗透检测；
• 日志文件检查；
• 提供分析报告及安全建议。
• *** 安全检测；
• 端口扫描测试；
• 拒绝服务攻击测试；
• Web 扫描和攻击测试；
• 口令强度猜测；
• 针对 Ftp 、 Sendmail 、 Telnet 、 Rpc 、 NFS 等 *** 服务攻击测试；
• 提供分析报告和安全建议
1.1.1. 可生存性
这个概念基于1993年Barnes提出的原始定义：将安全视为可伸缩的概念。具有可生存能力的系统，对内，不依赖于任何一个专门的组件；对外，系统可以容忍一定级别的入侵。严格的来说，这样的系统是一个具备灾难恢复容侵容错的整体，在 *** 攻击、系统出错和意外事故出现的情况下仍能完成其任务的特性。针对当前黑客对系统有效性攻击为目的的情况，系统的生存能力成为传统的机密性保护之外系统必备的考虑因素。系统的安全不再受某一个单一组件的制约，而成为一个拥有足够自救能力的实体。
对生存性主要考察的因素包括：
Ø 系统的具体功能：数据库？web server？还是PC？
Ø 所处物理环境：与非操作人员隔离？直接暴露在internet上？处于防火墙后或DMZ中？有无病梁郑滚毒防护机制或入侵检测软件？
Ø 系统各项配置：无关服务是否关闭？不必要的 *** 端口是否禁用？
Ø 是否配置有保证系统生存能力的部件和机制：备份机制、替换机制、服务退化机制？
1.1.2. 传统保护机制要求CIAA
1.2. 保护机制
1.2.1. 实体保护
1.2.1.1. 隔离保护
对于多线程多进程的操作系统，必须保证各个进程与线程都是相互独立彼此无影响的。结合进程的定义，因此，线程与进程所调用控制的资源必须是互不相同的，及彼此无认知。
Ø 物理隔离：不同的进程和线程使用不同的对象和设备资源
Ø 暂时隔离：同一进程在不同的时间按不同的安全需要执行
Ø 逻辑隔离：操作系统限制程序的访问：不能访问允许之外的客体
Ø 加密隔离：利用加密算法对相应对象进行加密
Ø 隔绝
1.2.1.2. 存储器保护
多道程序的最重要问题是如何防止一个程序影响其他程序的存储空间，保护存储器的有效使用成本较低，包括栅栏保护、基址边界保护和段页式保护。
1.2.1.3. 运行保护
根据安全策略，把进程的运行区域划分为同心环，进行运行的安全保护
1.2.1.4. I/O保护
将I/O视为文件，规定I/O是操作系统的特权操作，读写操作作为高层系统调用，对用户忽略操作细节
1.2.2. 标识与认证
正确识别认证和管理实丛滑体的符号，作为标识；用户名是身份认证的标识；安全级别是访问控制的标识。
1.2.3. 访问控制
1.2.3.1. 概念
操作系统安全保障机制的核心，实现数据机密性和完整性的主要手段。访问控制限制访问主体对被访问客体的访问权限，确保主体对客体的访问必须是授权访问，而且授权策略是安全的，从而保证计算机系统使用环境为合法范围。
1.2.3.2. 过程
Ø 通过“鉴别”来验证主体合法身份。
Ø 通过“授权”来限制用户对资源的访问级别。
常用的访问控制可分为自主访问控制（DAC）、强制访问控制（MAC）和基于角色的访问控制（RBAC）。
1.3. 评估 ***
目前，根据我看过的资料至少有以下几种：
Ø 基于特权提升的量化评估
Ø 基于粗糙集理论的主机评估
Ø 基于弱点数目的安全评估
Ø 基于安全弱点的综合量化评估
2. 主流os基于版本的演变
2.1. Windows
2.1.1. Windows vista版本安全性比较
2.1.2. 服务器角度评估主流操作系统
服务器操作系统主要分为四大流派：WINDOWS、NETWARE、UNIX、LINUX。
Ø WINDOWS主流产品：WINNT4.0Server、Win2000/Advanced Server、Win2003/Advanced Server。
Ø NetWare主要应用于某些特定的行业中。以其优异的批处理功能和安全、稳定的系统性能也有很大的生存空间。
Ø Unix服务器操作系统是由ATT公司和SCO公司共同推出，主要支持大型的文件系统服务、数据服务等应用。市场流传主要是SCO SVR、BSD Unix、SUN Solaris、IBM-AIX。
Ø Linux服务器操作系统是国内外几位IT前辈，在Posix和Unix基础上开发出来的，支持多用户、多任务、多线程、多CPU。因为开发源码，其成为国内外很多保密机构服务器操作系统采购的首选。主流产品Novell中文版、Red Hat、红旗Linux。
综述
优点
缺点
Windows
WINNT 4.0
直观、稳定、安全的服务器平台先河。尤为突出的是其NT架构内核意义深远。
操作直观，易于使用，功能实用，安全性能较好，可用于单一的防火墙的服务器上。
运行速度慢，功能不够完善，当进行超出系统处理能力的多项并发处理时，单个线程的不响应使系统由于不堪重负产生死机现象
Win2000/
Advanced Server
对NT内核的壳部分进行了很大程度的响应与传输优化并附加管理功能。实现速度与功能的提升，安全上修不了所有以往的后门。
操作直观、易于使用，功能随时代发展具有大幅的提升，管理更加全面，单个线程不响应问题得到解决
运行速度有所提升但仍有缺憾，系统的稳定性与安全性较NT有削弱。
Win2003/Advanced Server
继承人性化的WinXP界面，内核处理技术很大改良，安全性能很大提升，管理功能增加流行新技术
操作易用性，人性化版本，安全性Windows系列中更佳的，线程处理速度跟随硬件的发展有所提升，管理能力不小的改善。
安全性能不够完善，线程处理更加繁杂。
UNIX
SCO SVR、BSD Unix
支持 *** 大型文件系统、数据库系统，兼容更多的软件应用，属于非开源代码，系统稳定性与安全性地位高高在上，无法动摇
系统安全性与稳定性稳如泰山，能够支持大型文件系统与数据库系统
代码式命令触动，人性化差，阻碍中低端服务器市场的发展，深层技术研究推广有限，改善不明显。
SUN Solaris、IBM-AIX
后来居上！服务器厂商对于己身的服务器操作系统支持比较足够，对两这服务器的市场占有率及技术含量起了很大的推动作用。
支持大型文件系统与数据库、传承了UNIX一贯的高能级系统安全性、稳定性，对于系统应用软件的支持比较完善。
沾染了Unix系统的通病，人性化界面不着边，非开源使得技术层面为得到推广，不够“物美价廉”。
Linux
Red Hat、红旗Linux
中国商用化是 *** 采购的推动，考虑到机密数据的安全性。红旗的官方获利更大，小红帽的民间流传最广
源码开放使得技术完善从民间得到了其他厂商无法比拟的雄厚力量，其兼容、安全、稳定特性不容忽视
基于Unix的修补开发属于类Unix模式，兼容性较其他os有差距，代码输入命令为主，人性化不足，维护成本偏高。
Suse Linux
结合Linux开源与人性化界面的操作系统，绚丽而高难的三维立体空间显示！
稳定、安全，兼容性有提高，有人性化设计，漂亮的显示
兼容性照微软有差距，立体空间显示技术不成熟。
NetWare
Netware
基础设备低要求，方便的实现 *** 连接与支持、对无盘工作站的优化组建、支持更多应用软件的优势。
操作相对方便，设备要求低， *** 组建先天优势，支持金融行业所需的无盘工作站同时节约成本，支持很多游戏软件的开发环境搭建，系统稳定性和Unix系统基本持平。
操作大部分以来手工输入命令实现，人性化弱势，硬盘识别更高只能达到1G，无法满足现代社会对于大容量服务器的需求，个版本的升级只是实现了部分功能的实现与软件支持，没有深层次的技术更新。
2.2. 多种os相互比较
2.2.1. 基于特权提升的量化评估
以下数据来自计算机风险评估课件，显示利用如题 *** 比较三种主流服务器的安全性能得到的结果，结论如图。比较过程不再赘述。
2.2.2. 漏洞大比拼
这里看到的数据是微软推出vista六个月的统计数据。虽然漏洞数目不足以作为说明安全性优劣的唯一证据，但是一定程度上反映了该系统即将面对的攻击威胁以及脆弱性挑战或者更是受关注度的指标。以下数据来自微软可信计算组（TCG）安全战略总监Jeff Jones。
ü Vista - 2006年11月30日正式上市，六个月内微软发布了四次大型安全公告，处理了12个影响Windows Vista的漏洞，仅有一个高危漏洞。
ü Windows XP – 2001年10月25日正式上市。前三周已披露和修复了IE中的3个漏洞。上市后六个月内修复漏洞36个，其中23个属于高危漏洞。
ü RHEL4W – 更受欢迎的Linux发行版，2005年2月15日上市，提供一般使用之前，出货的组件就有129个公开披露的bug，其中40个属于高危漏洞。上市六个月内，Red Hat修复了281个漏洞，其中86个属于高危。而对于RHEL4W精简组件版本，Red Hat修复了214个影响精简的RHEL4WS组建集漏洞，包括62个高危。
ü Ubuntu 6.06 LTS – 2006年6月1日正式上市。在此之前已公开披露的漏洞有29个，其中9个高危漏洞。上市六个月，Ubuntu修复了145个影响Ubuntu6.06 LTS的漏洞，其中47个高危。而其精简组件版本六个月内漏洞74个，其中28个高危。
ü Novell的SLED 10（SUSE Linux Enterprise Desktop 10）- 2006年7月17日正式上市，出货日期前已公开23个漏洞，六个月内对其中20个进行修复，其中5个高危漏洞。上市六个月共修复159个影响SLED 10 的漏洞，其中50个为高危。
ü Mac OS X v10.4 – 2005年4月20日正式上市，上市前批露10个漏洞，六个月内修补其中9个，包括3个高危。上市六个月内苹果公司60个影响OS X v10.4的漏洞，其中18个列为高危。
3. 系统安全风险基于时间的演变
3.1. 系统内部
这一类的问题集中在代码层，可能存在开发人员的疏忽，也可能是使用者错误操作或特殊操作引起的软件本身的漏洞和错误，更可能出于特定物理环境的诱因。从这一角度来说，系统内部威胁取决于用户需求的发展，硬件发展，编程语言环境发展等多个问题。因此，间接性的与时间挂钩！
3.2. 外来入侵
3.2.1. 病毒
最初的病毒制造者通常以炫技、恶作剧或者仇视破坏为目的；从2000年开始，病毒制造者逐渐开始贪婪，越来越多的以获取经济利益为目的；而近一两年来，黑客和病毒制造者越来越狡猾，他们正改变以往的病毒编写方式，研究各种 *** 平台系统和 *** 应用的流程，甚至杀毒软件的查杀、防御技术，寻找各种漏洞进行攻击。除了在病毒程序编写上越来越巧妙外，他们更加注重攻击“策略”和传播、入侵流程，通过各种手段躲避杀毒软件的追杀和安全防护措施，达到获取经济利益的目的。产生这种现象的原因主要有两个，一是国内互联网软件和应用存在大量安全隐患，普遍缺乏有效的安全防护措施，而是国内黑客/病毒制造者集团化、产业化运作，批量地制造电脑病毒。
3.2.2. 攻击
攻击者以前是利用高严重级别漏洞发起直接攻击，现在采用的方式转变为发现并利用第三方应用程序（如Web应用程序和Web浏览器）中的中等严重级别漏洞。这些漏洞通常被“网关”攻击加以利用，这类攻击的特点是，初始的漏洞利用并不会立即危及数据，而是先建立安身之所，随后在发起更多恶意攻击。根据赛门铁克的安全报告，互联网上的恶意活动肆虐，其中 *** 钓鱼、垃圾邮件、bot *** 、特洛伊木马和零日威胁与日俱增。然而，过去攻击者往往是单独利用这些威胁，现在他们采用了更高明的手段，将资源整合成为全球 *** ，以便利于实施相互协作的犯罪活动。从而导致不同的威胁和 *** 逐渐相互贯通互相利用。如，有目标性的恶意代码可能利用支持Web的技术和第三方应用程序来安装后门，然后下载并安 *** ot软件。随后，这些bot用来分发垃圾邮件，托管 *** 钓鱼站点或以创建一个恶意活动协作 *** 的方式来发起攻击。这些 *** 建立之后成为恶意活动的全球 *** ，支持其各自的持续发展。
值得一提的是，攻击的形式也随着技术的发展而不断升级。软件虚拟化的实现，随之而来的是虚拟技术威胁的上市。针对虚拟机不对主机信息提供保护的特性，以虚拟机中实际使用的硬件为目标和对虚拟机 *** 客操作系统中使用的随机数生成器产生的影响为基础，演变成为新的两类威胁。
如此看来，信息时代的经济化带动了 *** 威胁的系统化、经济化。
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