常見網(wǎng)絡(luò)攻擊方法及原理

11TCPSYN拒絕服務攻擊

一般情況下，一個TCP連接的建立需要經(jīng)過三次握手的過程，即：

1、建立發(fā)起者向目標計算機發(fā)送一個TCPSYN報文；

2、目標計算機收到這個SYN報文后，在內(nèi)存中創(chuàng)建TCP連接控制塊（曲），然后

向發(fā)起者回送一個TCPACK報文，等待發(fā)起者的回應；

3、發(fā)起者收到TCPACK報文后，再回應一個ACK報文,這詳TCP連接就建立起來

了。

利用這個過程，一些惡意的攻擊者可以進行所謂的TCPSYN拒絕服務攻擊：

1、攻擊者向目標計算機發(fā)送一個TCPSYN報文；

2、目標計算機收到這個報文后，建立TCP連接控制結(jié)構(gòu)（TCB）,并回應一個ACK,

等待發(fā)起者的回應；

3、而發(fā)起者則不向目標計算機回應ACK報文，這樣導致目標計算機一致處于等待狀

祝

可以看出，目標計算機如果接收到大量的TCPSYN報文，而沒有收到發(fā)起者的第三次

ACK回應，會一直等待，處于這樣尷尬狀態(tài)的半連接如果很多，則會把目標計算機的資源

（TCB控制結(jié)構(gòu)，TCB，一般情況下是有限的）耗盡，而不能響應正常的TCP連接請求.

121cMp洪水

正常情況下，為了對網(wǎng)絡(luò)進行診斷，一些診斷程序,比如PING等，會發(fā)出ICMP響

應請求報文（ICMPECHO）才妾收計算機接收到ICMPECHO后，會回應一個ICMPECHO

Reply報文。而這個過程是需要CPU處理的，有的情況下還可能消耗掉大量的資源，比如

處理分片的時候。這樣如果攻擊者向目標計算機發(fā)送大量的ICMPECHO報文（產(chǎn)生ICMP

洪水），則目標計算機會忙于處理這些ECHO報文,而無法繼續(xù)處理其它的網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)報文,

這也是一種拒絕服務攻擊（DOS\

13UDP洪水

原理與ICMP洪水類似，攻擊者通過發(fā)送大量的UDP報文給目標計算機，導致目標

計算機忙于處理這些UDP報文而無法繼續(xù)處理正常的報文。

14端口掃描

根據(jù)TCP協(xié)議規(guī)范，當一臺計算機收到一個TCP連接建立請求報文（TCPSYN）的

時候，做這樣的處理：

L如果請求的TCP端口是開放的，則回應一個TCPACK報文,并建立TCP連接控

制結(jié)構(gòu)（TCB）;

2、如果請求的TCP端口沒有開放,則回應一個TCPRST（TCP頭部中的RST標志

設(shè)為1）報文，告訴發(fā)起計算機，該端口沒有開放6

相應地,如果IP協(xié)議棧收到一個UDP報文，做如下處理：

L如果該報文的目標端口開放，則把該UDP報文送上層協(xié)議（UDP）處理，不回

應任何報文（上層協(xié)議根據(jù)處理結(jié)果而回應的報文例外）；

2、如果該報文的目標端口沒有開放，則向發(fā)起者回應一個ICMP不可達報文，告訴

發(fā)起者計算機該UDP報文的端口不可達.

利用這個原理，攻擊者計算機便可以通過發(fā)送合適的報文，判斷目標計算機哪些TCP

或UDP端口是開放的，過程如下；

L發(fā)出端口號從0開始依次涕增的TCPSYN或UDP報文（端口號是一個16比特

的數(shù)字，這樣最大為65535，數(shù)量很有限）；

2、如果收到了針對這個TCP報文的RST報文,或針對這個UDP報文的ICMP不可

這報文，則說明這個端口沒有開放；

3、相反，如果收到了針對這個TCPSYN報文的ACK報文,或者沒有接收到任何針

對該UDP報文的ICMP報文，則說明該TCP端口是開放的,UDP端口可能開放（因為有

的實現(xiàn)中可能不回應ICMP不可達報文，即使該UDP端口沒有開放I

這樣繼續(xù)下去，便可以很容易的判斷出目標計算機開放了哪些TCP或UDP端口,然

后針對端口的具體數(shù)字，進行下一步攻擊，這就是所謂的端口掃描攻擊。

15分片IP報文攻擊

為了傳送一個大的IP報文，】P協(xié)議棧需要根據(jù)鏈路接口的MTU對該IP報文進行分

片，通過填充適當?shù)腎P頭中的分片指示字段，接收計算機可以很容易的把這些IP分片報

文組裝起來。

目標計算機在處理這些分片報文的時候，會把先到的分片報文緩存起來，然后一直等

待后續(xù)的分片報文，這個過程會消耗掉一部分內(nèi)存，以及一些IP協(xié)議棧的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu).如果

攻擊者給目標計算機只發(fā)送一片分片報文，而不發(fā)送所有的分片報文,這樣攻擊者計算機

便會一直等待（直到一個內(nèi)部計時器到時），如果攻擊者發(fā)送了大量的分片報文，就會消耗

掉目標計算機的資源，而導致不能相應正常的IP報文，這也是一種DOS攻擊。

16SYN比特和FIN比特同時設(shè)置

在TCP報文的報頭中，有幾個標志字段：

1、SYN:連接建立標志，TCPSYN報文就是把這個標志設(shè)置為1,來請求建立連接;

2、ACK:回應標志，在TTCP連接中，除了第一個報文（TCPSYN）外，所有報

文都設(shè)置該字段，作為對上一個報文的相應；

3、FIN:結(jié)束標志，當一臺計算機接收到一個設(shè)置了FIN標志的TCP報文后，會拆

除這個TCP連接；

4、RST:復位標志，當IPt辦議棧接收到一個目標端口不存在的TCP報文的時候,會

回應一個RST標志設(shè)置的報文；

5、PSH:通知協(xié)議棧盡快把TCP數(shù)據(jù)提交給上層程序處理$

正常情況下,SYN標志（連接請求標志）和FIN標志（連接拆除標志）是不能同時出

現(xiàn)在一個TCP報文中的。而且RFC也沒有規(guī)定IP協(xié)議棧如何處理這樣的畸形報文，因此,

各個操作系統(tǒng)的協(xié)議棧在收到這樣的報文后的處理方式也不同，攻擊者就可以利用這個特

征，通過發(fā)送SYN和FIN同時設(shè)置的報文，來判斷操作系統(tǒng)的類型，然后針對該操作系統(tǒng),

進行進一步的攻擊。

17沒有設(shè)置任何標志的TCP報文攻擊

正常情況下，任何TCP報文都會設(shè)置SYN,FIN,ACK,RST,PSH五個標志中的至

少一個標志,第一個TCP報文（TCP連接請求報文）設(shè)置SYN標志，后續(xù)報文都設(shè)置ACK

標志。有的協(xié)議?；谶@樣的假設(shè)，沒有針對不設(shè)置任何標志的TCP報文的處理過程，因

此，這樣的協(xié)議棧如果收到了這樣的報文，可能會崩潰。攻擊者利用了這個特點，對目標

計算機進行攻擊。

18設(shè)置了FIN標志卻沒有設(shè)置ACK標志的TCP報文攻擊

正常情況下，ACK標志在除了第一個報文（SYN報文）外,所有的報文都設(shè)置，包括

TCP連接拆除報文（FIN標志設(shè)置的報文\但有的攻擊者卻可能向目標計算機發(fā)送設(shè)置了

FIN標志卻沒有設(shè)置ACK標志的TCP報文,這樣可能導致目標計算機崩潰?

19死亡之PING

TCP/IP規(guī)范要求IP報文的長度在一定范圍內(nèi)（比如，0?64K）,但有的攻擊計算機

可能向目標計算機發(fā)出大于64K長度的PING報文，導致目標計算機IP協(xié)議棧崩潰。

no地址猜測攻擊

跟端口掃描攻擊類似，攻擊者通過發(fā)送目標地址變化的大量的ICMPECHO報文,來

判斷目標計算機是否存在。如果收到了對應的ECMPECHOREPLY報文，則說明目標計算

機是存在的，便可以針對該計算機進行下一步的攻擊。

in淚滴攻擊

對于一些大的IP包,需要對其進行分片傳送，這是為了迎合鏈路層的MTU（最大傳

輸單元）的要求。比如，一個4500字節(jié)的IP包，在MTU為1500的鏈路上傳輸?shù)臅r候,

就需要分成三個IP包。

在IP報頭中有一個偏移字段和一個分片標志（MF）,如果MF標志設(shè)置為1,則表面

這個IP包是一個大IP包的片斷，其中偏移字段指出了這個片斷在整個IP包中的位置。

例如，對一個4500字節(jié)的IP包進行分片（MTU為1500）,則三個片斷中偏移字段

的值依次為：0,1500,3000.這樣接收端就可以根據(jù)這些信息成功的組裝該IP包,

如果一個攻擊者打破這種正常情況,把偏移字段設(shè)置成不正確的值，即可能出現(xiàn)重合

或斷開的情況，就可能導致目標操作系統(tǒng)崩潰。比如，把上述偏移設(shè)置為0,1300,3000。

這就是所謂的淚滴攻擊。

112帶源路由選項的IP報文

為了實現(xiàn)一些附加功能』P協(xié)議規(guī)范在IP報頭中增加了選項字段,這個字段可以有選

擇的攜帶一些數(shù)據(jù)，以指明中間設(shè)備（路由器）或最終目標計算機對這些IP報文進行額外

的處理。

源路由選項便是其中一個,從名字中就可以看出，源路由選項的目的,是指導中間設(shè)

管（路由器）如何轉(zhuǎn)發(fā)該數(shù)據(jù)報文的，即明確指明了報文的傳輸路徑。比如，讓一個IP報

文明確的經(jīng)過三臺路由器RI,R2,R3,則可以在源路由選項中明確指明這三個路由器的

接口地址，這樣不論三臺路由器上的路由表如何，這個IP報文就會依次經(jīng)過R1,R2,R3。

而且這些帶源路由選項的IP報文在傳輸?shù)倪^程中，其源地址不斷改變，目標地址也不斷改

變，因此，通過合適的設(shè)置源路由選項，攻擊者便可以偽造一些合法的IP地址，而蒙混進

入網(wǎng)絡(luò)。

113帶記錄路由選項的IP報文

記錄路由選項也是一個IP選項，攜帶了該選項的IP報文，每經(jīng)過一臺路由器，該路

日器便把自己的接口地址填在選項字段里面。這樣這些報文在到達目的地的時候,選項數(shù)

據(jù)里面便記錄了該報文經(jīng)過的整個路徑。

通過這樣的報文可以很容易的判斷該報文經(jīng)過的路徑，從而使攻擊者可以很容易的尋

找其中的攻擊弱點6

114未知協(xié)議字段的IP報文

在1P報文頭中，有一個協(xié)議字段，這個字段指明了該IP報文承載了何種協(xié)議，比如,

如果該字段值為L則表明該IP報文承載了ICMP報文，如果為6,則是TCP,等等。目

前情況下，已經(jīng)分配的該字段的值都是小于100的，因此，一個帶大于100的協(xié)議字段的

IP報文，可能就是不合法的，這樣的報文可能對一些計算機操作系統(tǒng)的協(xié)議棧進行破壞。

115IP地址欺騙

一般情況下，路由器在轉(zhuǎn)發(fā)報文的時候，只根據(jù)報文的目的地址查路由表，而不管報

文的源地址是什么，因此，這樣就可能面臨一種危險：如果一個攻擊者向一臺目標計算機

發(fā)出一個報文，而把報文的源地址填寫為第三方的一個IP地址，這樣這個報文在到達目標

計算機后，目標計算機便可能向毫無知覺的第三方計算機回應。這便是所謂的IP地址欺騙

攻擊。

比較著名的SQLServer蠕蟲病毒，就是采用了這種原理。該病毒（可以理解為一個

攻擊者）向一臺運行SQLServer解析服務的服務器發(fā)送一個解析服務的UDP報文，該報

文的源地址填寫為另外一臺運行SQLServer解析程序（SQLServer2000以后版本）的

服務器,這樣由于SQLServer解析服務的一個漏洞，就可能使得該UDP報文在這兩臺服

務器之間往復，最終導致服務器或網(wǎng)絡(luò)癱瘓。

116WinNuke攻擊

NetBIOS作為一種基本的網(wǎng)絡(luò)資源訪問接口，廣泛的應用于文件共享，打印共享，進

程間通信（IPC），以及不同操作系統(tǒng)之間的數(shù)據(jù)交換。一般情況下,NetBIOS是運行在LLC2

鏈路協(xié)議之上的是一種基于組播的網(wǎng)絡(luò)訪問接口。為了在TCP/IP協(xié)議棧上實現(xiàn)NetBIOS,

RFC規(guī)定了一系列交互標準，以及幾個常用的TCP/UDP端口：

139:NetBIOS頷服務的TCP端口;

1371NetBIOS名字服務的UDP端口；

136:NetBIOS數(shù)據(jù)報服務的UDP端口.

WINDOWS操作系統(tǒng)的早期版本（WIN95/98/NT）的網(wǎng)絡(luò)服務（文件共享等）都是

建立在NetBIOS之上的，因此，這些操作系統(tǒng)都開放了139端口（最新版本的WINDOWS

2000/XP/2003等，為了兼容，戚現(xiàn)了NetBIOSoverTCP/IP功能，開放了139端口I

WinNuke攻擊就是利用了WINDOWS操作系統(tǒng)的一個漏洞，向這個139端口發(fā)送

一些攜帶TCP帶外（00B）數(shù)據(jù)報文，但這些攻擊報文與正常攜帶00B數(shù)據(jù)報文不同的

是，其指針字段與數(shù)據(jù)的實際位置不符，即存在重合，這樣WINDOWS操作系統(tǒng)在處理

這些數(shù)據(jù)的時候,就會崩潰。

117Land攻擊

LAND攻擊利用了TCP連接建立的三次握手過程，通過向一個目標計算機發(fā)送一個

TCPSYN報文（連接建立請求報文）而完成對目標計算機的攻擊。與正常的TCPSYN報

文不同的是，LAND攻擊報文的源IP地址和目的IP地址是相同的,都是目標計算機的IP

地址。這樣目標計算機接收到這個SYN報文后，就會向該報文的源地址發(fā)送一個ACK報

文，并建立一個TCP連接控制結(jié)構(gòu)（TCB）,而該報文的源地址就是自己，因此，這個ACK

報文就發(fā)給了自己.這樣如果攻擊者發(fā)送了足夠多的SYN報文,則目標計算機的TCB可

能會耗盡，最終不能正常服務6這也是一種DOS攻擊6

118Script/ActiveX攻擊

Script是一種可執(zhí)行的腳本，它一般由一些腳本語言寫成,比如常見的JAVASCRIPT,

VBSCRIPT等。這些腳本在執(zhí)行的時候，需要一個專門的解釋器來翻譯，翻譯成計算機指

令后，在本地計算機上運行。這種腳本的好處是，可以通過少量睡序?qū)懽鳎瓿纱罅?/p>

的功能

這種SCRIPT的一個重要應用就是嵌入在WEB頁面里面，執(zhí)行一些靜態(tài)WEB頁面標

記語言（HTML）無法完成的功能，比如本地計算，數(shù)據(jù)庫查詢和修改，以及系統(tǒng)信息的

提取等。這些腳本在帶來方便和強大功能的同時，也為攻擊者提供了方便的攻擊途徑.如

昊攻擊者寫一些對系統(tǒng)有破壞的SCRIPT,然后嵌入在WEB頁面中，一旦這些頁面被下載

到本地，計算機便以當前用戶的權(quán)限執(zhí)行這些腳本,這樣，當前用戶所具有的任何權(quán)限，

SCRIPT都可以使用，可以想象這些惡意的SCRIPT的破壞程度有多強。這就是所謂的

SCRIPT攻擊。

ActiveX是一種控件對象,它是建立在MICROSOFT的組件對象模型（COM）之上

的，而COM則幾乎是Windows操作系統(tǒng)的基礎(chǔ)結(jié)構(gòu)e可以簡單的理解，這些控件對象

是由方法和屬性構(gòu)成的，方法即一些操作，而屬性則是一些特定的數(shù)據(jù)這種控件對象可

以被應用程序加載，然后訪問其中的方法或?qū)傩裕酝瓿梢恍┨囟ǖ墓δ??？梢哉f，COM

提供了一種二進制的兼容模型（所渭二進制兼容，指的是程序模塊與調(diào)用的編譯環(huán)境，甚

至操作系統(tǒng)沒有關(guān)系1但需要注意的是,這種對象控件不能自己執(zhí)行，因為它沒有自己的

進程空間,而只能由其它進程加載，并調(diào)用其中的方法和屬性,這時候，這些控件便在加

載進程的進程空間運行，類似與操作系統(tǒng)的可加載模塊，比如DLL庫。

ActiveX控件可以嵌入在WEB頁面里面，當瀏覽器下載這些頁面到本地后，相應地也

下威了嵌入在其中的ActiveX控件，這樣這些控件便可以在本地瀏覽器進程空間中運行

（ActiveX空間沒有自己的進程空間,只能由其它進程加載并調(diào)用），因此，當前用戶的權(quán)

限有多大,ActiveX的破壞性便有多大。如果一個惡意的攻擊者編寫一個含有惡意代碼的

ActiveX控件,然后嵌入在WEB頁面中，被一個瀏覽用戶下載后執(zhí)行,其破壞作用是非常

天的。這便是所謂的ActiveX攻擊。

119Smurf攻擊

ICMPECHO請求包用來對網(wǎng)絡(luò)進行診斷，當一臺計算機接收到這樣一個報文后，會

向報文的源地址回應一個ICMPECHOREPLY,一般情況下，計算磯是不檢查該ECHO請

求的源地址的，因此，如果一個惡意的攻擊者把ECHO的源地址設(shè)置為一個廣播地址，這

樣計算機在恢復R印LY的時候,就會以廣播地址為目的地址,這樣本地網(wǎng)絡(luò)上所有的計算

機都必須處理這些廣播報文。如果攻擊者發(fā)送的ECHO請求報文足夠多，產(chǎn)生的R印LY

廣播報文就可能把整個網(wǎng)絡(luò)淹沒。這就是所渭的smu「f攻擊。

除了把ECHO報文的源地址設(shè)置為廣播地址外，攻擊者還可能把源地址設(shè)置為一個子

網(wǎng)廣播地址，這樣，該子網(wǎng)所在的計算機就可能受影響。

120虛擬終端（VTY）耗盡攻擊

這是一種針對網(wǎng)絡(luò)設(shè)備的攻擊，比如路由器，交換機等。這些網(wǎng)絡(luò)設(shè)備為了便于遠程

管理，一般設(shè)置了一些TELNET用戶界面，即用戶可以通過TELNET到該設(shè)備上，對這些

設(shè)備進行管理,

一般情況下，這些設(shè)備的TELNET用戶界面?zhèn)€數(shù)是有限制的，比如，5個或10個等。

這樣，如果一個攻擊者同時同一臺網(wǎng)絡(luò)設(shè)備建立了5個或10個TELNET連接，這些設(shè)備

的遠程管理界面便被占盡，這樣合法用戶如果再對這些設(shè)備進行遠程管理，則會因為

TELNET連接資源被占用而失敗。

121路由協(xié)議攻擊

網(wǎng)絡(luò)設(shè)備之間為了交換路由信息，常常運行一些動態(tài)的路由協(xié)議,這些路由協(xié)議可以

完成諸如路由表的建立，路由信息的分發(fā)等功能。常見的路由協(xié)議有RIP,OSPF,IS-IS,

BGP等6這些路由協(xié)議在方便路由信息管理和傳遞的同時,也存在一些缺陷，如果攻擊者

利用了路由協(xié)議的這些權(quán)限，對網(wǎng)絡(luò)進行攻擊，可能造成網(wǎng)絡(luò)設(shè)備路由表紊亂（這足可以

導致網(wǎng)絡(luò)中斷），網(wǎng)絡(luò)設(shè)備資源大量消耗，甚至導致網(wǎng)絡(luò)設(shè)備癱瘓。

下面列舉一些常見路由協(xié)議的攻擊方式及原理：

121.1針對RIP協(xié)議的攻擊

RIP,即路由信息協(xié)議，是通過周期性（一般情況下為30S）的路由更新報文來維護路

日表的，一臺運行RIP路由協(xié)議的路由器，如果從一個接口上接收到了一個路由更新報文,

它就會分析其中包含的路由信息，并與自己的路由表作出比較，如果該路由器認為這些路

日信息比自己所掌握的要有效，它便把這些路由信息引入自己的路由表中6

這樣如果一個攻擊者向一臺運行RIP協(xié)議的路由器發(fā)送了人為構(gòu)造的帶破壞性的路由

更新報文，就很容易的把路由器的路由表搞紊亂,從而導致網(wǎng)絡(luò)中斷。

如果運行RIP路由協(xié)議的路由器啟用了路由更新信息的HMAC驗證則可從很大程度

上避免這種攻擊。

121.2針對OSPF路由協(xié)議的攻擊

OSPF,即開放最短路徑優(yōu)先，是一種應用廣泛的鏈路狀態(tài)路由協(xié)議。該路由協(xié)議基于

鏈路狀態(tài)算法，具有收斂速度快,平穩(wěn)，杜絕環(huán)路等優(yōu)點，十分適合大型的計算機網(wǎng)絡(luò)使

用。OSPF路由協(xié)議通過建立鄰接關(guān)系,來交換路由器的本地鏈路信息，然后形成一個整

網(wǎng)的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫,針對該數(shù)據(jù)庫,路由器就可以很容易的計算出路由表。

可以看出，如果一個攻擊者冒充一臺合法路由器與網(wǎng)絡(luò)中的一臺路由器建立鄰接關(guān)系,

并向攻擊路由器輸入大量的鏈路狀態(tài)廣播（LSA，組成鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫的數(shù)據(jù)單元），就會

引導路由器形成錯誤的網(wǎng)絡(luò)拓撲結(jié)構(gòu),從而導致整個網(wǎng)絡(luò)的路由表紊亂，導致整個網(wǎng)絡(luò)癱

瘓。

當前版本的WINDOWS操作系統(tǒng)（WIN2K/XP等）都實現(xiàn)了OSPF路由協(xié)議功能,

因此一個攻擊者可以很容易的利用這些操作系統(tǒng)自帶的路由功能模塊進行攻擊。

跟RIP類似，如果OSPF啟用了報文驗證功能（HMAC驗證），則可以從很大程度上

避免這種攻擊.

121.3針對IS-IS路由協(xié)議的攻擊

1S-IS路由協(xié)議，即中間系統(tǒng)到中間系統(tǒng)，是ISO提出來對ISO的CLNS網(wǎng)絡(luò)服務進

行路由的一種協(xié)議，這種協(xié)議也是基于鏈路狀態(tài)的，原理與OSPF類似。IS-IS路由協(xié)議經(jīng)

過擴展，可以運行在IP網(wǎng)絡(luò)中，對IP報文進行選路。這種路由協(xié)議也是通過建立鄰居關(guān)

系，收集路由器本地鏈路狀態(tài)的手段來完成鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫同步的°該協(xié)議的鄰居關(guān)系建

立比OSPF簡單，而且也省略了OSPF特有的一些特性，使該協(xié)議簡單明了，伸縮性更強。

對該協(xié)議的攻擊與OSPF類似,通過一種模擬軟件與運行該協(xié)議的路由器建立鄰居關(guān)

系，然后傳頌給攻擊路由器大量的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)單元（LSP）,可以導致整個網(wǎng)絡(luò)路由器的

鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫不一致（因為整個網(wǎng)絡(luò)中所有路由器的鏈路狀態(tài)數(shù)據(jù)庫都需要同步到相同

的狀態(tài)），從而導致路由表與實際情況不符，致使網(wǎng)絡(luò)中斷。

與OSPF類似,如果運行該路由協(xié)議的路由器啟用了IS-IS協(xié)議單元（PDU）HMAC

驗證功能，則可以從很大程度上避免這種攻擊,

122針對設(shè)備轉(zhuǎn)發(fā)表的攻擊

為了合理有限的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)，網(wǎng)絡(luò)設(shè)備上一般都建立一些寄存器表項，比如MAC地址

表，ARP表，路由表，快速轉(zhuǎn)發(fā)表，以及一些基于更多報文頭字段的表格，比如多層交換

表，流項目表等.這些表結(jié)構(gòu)都存儲在設(shè)備本地的內(nèi)存中，或者芯片的片上內(nèi)存中，數(shù)量

有限。如果一個攻擊者通過發(fā)送合適的數(shù)據(jù)報，促使設(shè)備建立大量的此類表格，就會使設(shè)

各的存儲結(jié)構(gòu)消耗盡，從而不能正常的轉(zhuǎn)發(fā)數(shù)據(jù)或崩潰。

下面針對幾種常見的表項，介紹其攻擊原理：

122.1針對MAC地址表的攻擊

MAC地址表一般存在于以太網(wǎng)交換機上，以太網(wǎng)通過分析接收到的數(shù)據(jù)M的目的

MAC地址，來查本地的MAC地址表，然后作出合適的轉(zhuǎn)發(fā)決定。

這些MAC地址表一般是通過學習獲取的，交換機在接收到一個數(shù)據(jù)M后，有一個學

習的過程，該過程是這樣的：

a）提取數(shù)據(jù)帽的源MAC地址和接收到該數(shù)據(jù)M的端口號；

b）查MAC地址表，看該MAC地址是否存在，以及對應的端口是否符合；

c）如果該MAC地址在本地MAC地址表中不存在，則創(chuàng)建一個MAC地址表項；

d）如果存在，但對應的出端口跟接收到該數(shù)據(jù)M的端口不符，則更新該表；

e）如果存在，且端口符合，則進行下一步處理。

分析這個過程可以看出,如果一個攻擊者向一臺交換機發(fā)送大量源MAC地址不同的

數(shù)據(jù)M，則該交換機就可能把自己本地的MAC地址表學滿。一旦MAC地址表溢出，則

交換機就不能繼續(xù)學習正確的MAC表項，結(jié)果是可能產(chǎn)生大量的網(wǎng)絡(luò)冗余數(shù)據(jù)，甚至可

能使交換機崩潰.而構(gòu)造一些源MAC地址不同的數(shù)據(jù)帽,是非常容易的事情.

122.2針對ARP表的攻擊

ARP表是IP地址和MAC地址的映射關(guān)系表，任何實現(xiàn)了IP協(xié)議棧的設(shè)備，一般情

況下都通過該表維護IP地址和MAC地址的對應關(guān)系，這是為了避免ARP解析而造成的

廣播數(shù)據(jù)報文對網(wǎng)絡(luò)造成沖擊。ARP表的建立一般情況下是通過二個途徑：

1、主動解析，如果一臺計算機想與另外一臺不知道MAC地址的計算機通信，則該

計算機主動發(fā)ARP請求通過ARP協(xié)議建立（前提是這兩臺計算機位于同一個IP子網(wǎng)上）；

2、被動請求，如果一臺計算機接收到了一臺計算機的ARP請求，則首先在本地建立

請求計算機的1P地址和MAC地址的對應表。

因此，如果一個攻擊者通過變換不同的IP地址和MAC地址，向同一臺設(shè)備，比如三

層交換機發(fā)送大量的ARP請求，則被攻擊設(shè)備可能會因為ARP緩存溢出而崩潰。

針對ARP表項,還有一個可能的攻擊就是誤導計算機建立正確的ARP表。根據(jù)A