如今网络应用已深入我们生活的方方面面，小到一次支付，大到发射一枚导弹，网络安全直接关系着一个公司甚至国家的稳定。在安全面前，任何承诺都没有意义。 本文罗列了从 链路层 到 传输层 常见的几种网络攻击方式，并对它们的攻击原理展开简要的分析。
ARP 攻击
ARP（Address Resolution Protocol） 是一种地址解析协议，目的是在局域网中，获取已知 IP 地址对应的目标 MAC 物理网卡地址。 ARP 协议工作在 7 层网络模型的第二层： 数据链路层 。这里要多解释一下，我们熟悉的 IP 地址其实是一种虚拟的网络地址，IP 地址工作在 网络层 ， 但在 链路层， 数据帧是通过 MAC 地址 （设备物理地址） 进行传输的。所以在真正开始通信前，需要先将目标 IP 地址转换为 MAC 地址。
举个例子，你转学来到一个新的班级，准备把作业交给班里的数学课代表，但你不知谁是数学课代表，怎么办呢？你只需大吼一声，“谁是数学课代表” 并确保这句话被每个人听见，这样你的目标自然会来联系你。
ARP 也是如此，它需要向网络内所有终端广播询问消息，并等待结果，这种请求与回执均是以广播的方式进行的，所以给了攻击者以可乘之机。
首先说说 ARP 欺骗，ARP 欺骗常见的可分为 网关型欺骗 与 主机型欺骗 ，不过原理都一样。一种劫持网关 另一种劫持到某台主机的数据。
流程如下：
假设当 PC1 要访问 PC4 192.168.2.101 ，本地 IP 为 192.168.1.101 子网掩码 255.255.255.0 网关 192.168.1.1 经过判断目标不是本网段 IP ，需将请求发送至网关。此时就需要向 192.168.1.x 这个网段中广播 ARP 获取网关 IP 对应的 MAC 地址。但此时和网关身处同网段的 PC2 和 PC3 也可以收到这条 ARP 消息，若此时 PC2 冒称自己为网关，且抢先一步做出应答，则以后 PC1 经过网关的信息均会被 PC2 劫持。
还有一种 ARP 攻击会导致部分或全部终端网络瘫痪，他利用了交换机每当收到新的 ARP 请求时都会刷新请求发起者信息的功能， PC2 不断的发送 ARP 请求，导致交换器疲于应对建立新的 IP -> MAC 映射关系，导致崩溃。这种攻击可以是针对全网也可以是只针对某台终端，只要在请求中修改对应的 IP 与 MAC 地址就行。
由于 ARP 协议工作在链路层，是一种非常底层的协议，原则上目前没有什么方法可以完全杜绝 ARP 攻击，这种攻击主要是针对局域网，在各高校尤其是软件学院是重灾区（\捂脸） 但通过合理的配置可以提高网络的 “抵抗力”。
ARP 攻击的防御:
- 限制交换机 ARP 映射表的最大学习空间，防止缓存溢出。
- 指定交换机 ARP 映射表更新阈值，只处理超出阈值的映射，避免频繁更新。
- 只记录交换机自己发出的映射，不记录终端主动请求的映射
-
必杀！在交换机做静态映射，定死 ARP 表，让 IP 和 MAC 永久性关联，此招效果拔群，但就是网管会有点忙。
DHCP 攻击
DHCP (Dynamic Host Configuration Protocol) 动态主机配置协议，它的作用是为每一台新接入网络的终端分配 IP 地址，当然如果在上面用过必杀的话 DHCP 也就没意义了。
一次 DHCP 请求简单来说是这样的：首先终端发出 DHCP 广播，为什么是广播呢？因为在网络中可能有多台 DHCP 服务器有，当 DHCP 服务器收到请求报文后，会给请求者一个回执，此时就确定了哪一个 DHCP 服务器来完成这次分配任务，然后 终端再次广播 IP 请求报文（广播为的是让另外的 DHCP 服务器知道此 IP 已经用过了），服务器收到后，在发送确认消息 ack。
基于 DHCP 的攻击有很多种，常见的 2 种是 地址耗尽攻击 与 仿冒者攻击
地址耗尽攻击顾名思义，攻击者要达到的效果是将 DHCP 服务器中可用的 IP 池消耗完，怎么做呢？其实很简单 终端不断的假冒 MAC 地址发送 DHCP 申请，直至 IP 消耗殆尽。仿冒者攻击与 ARP 欺骗类似，由于 DHCP 是一次广播，所有终端是都可以接受到的。所以可能会有攻击者冒名顶替 DHCP 服务器。
DHCP 攻击的防御:
针对地址耗尽攻击，可以限制交换机某个端口在一段时间内分配 IP 的峰值，避免某台终端使用一个端口大量申请 IP 的情况。
针对仿冒者攻击，可以在交换机层面指定静态的 DHCP 服务器，这样，即使有攻击者仿冒，经过网络设备的过滤，错误信息会被过滤掉。
ICMP 攻击
ICMP（Internet Control Message Protocol）控制报文协议，他是 IP 协议的一个子协议，工作在网络层 （TCP、UDP 等工作在传输层） 我们最常用的 Ping 命令就是使用 ICMP 协议，所以也成为 死亡之 Ping
此协议设计的初衷是为了检测网络，但如果稍加改造就可以变成一种攻击行为：
ping -l 65500 -t 192.168.1.1-l size：发送 size 指定大小的到目标主机的数据包。
在默认的情况下 ping 发送的数据包大小为32 字节，最大值 65500 字节。当一次发送的数据包大于或等于 65500 字节时，将可能导致接收方计算机宕机。所以微软限制了这一数值。这个 -l 参数配合 -t 参数后危害非常强大。
ICMP 攻击的防御:
ICMP 洪水攻击可以说是最野蛮最没技术含量的一种，就是依仗巨大的网络流量，硬生生将网络设备 CPU 拖垮。
1.对于某种有特殊特征的 ICMP 攻击请求，可以干脆将其关闭之。 2.启用 Ping 快回功能，Ping 请求不再将数据包全额上传 CPU ，但具体实现要看硬件设备支持情况。 3.限制网络设备 CPU 对 ICMP 报文的处理优先级。
TCP/UDP 攻击系列：
TCP （Transmission Control Protocol）传输控制协议，是一种常用的传输层协议，针对他的攻击也是最常见的。 TCP 是可靠的传输层的协议，但由于其下层 IP 协议仅仅对数据做 最大努力交付（best effort） 并不保证数据的完整性，所以实现 TCP 需要在终端双方都建立会话，成本较高，很多攻击都是利用了这一特质。
为保证信道的利用率，TCP 采用一种叫 “窗口滑动” 的技术来提高数据的传输的效率，对于这种技术，这里不做详细的解释，简单来讲可以理解为对 TCP 中每一个数据包进行编号，在窗口内的所有数据包是可以一次性全部发出去，这里不考虑时序，发送后的数据仍然留在缓冲区中，直到对方确认一段编号连续的数据段，这时释放那段数据，窗口右移。
系列之 会话洪水：
在 TCP 建立会话的 3 次握手中，攻击者可以发出大量的用篡改后 IP 来做伪装的 TCP 握手请求，这些 IP 都是不存在的，这样，在应用层，就会出现大量处在半开等待(SYN_RECV) 状态的会话，直至资源耗尽。
由于这种攻击与正常的会话请求完全一样，是无法从特征上予以过滤的，目前可以做到防范手段主要有两种
1.缩短半开连接的持续时间，在网络高峰期慎用，高峰期网络随时可能拥塞，数值调整不当会造成正常的连接无法建立，乃至丢失。 2.增大半开连接队列大小，打电话给老板再上几条内存吧。
系列之 RST 攻击：
这种攻击不是发生在会话的建立期间，而是结束期间，他的攻击策略是这样的：
终端 A 与 服务器 B 已经建立的 TCP 连接，这时，坏蛋 C 伪造 A ，给 B 发了一个中断 TCP 的信号。这时候 B 可能会觉得 A 好奇怪呀，都已经说 bye bye 了怎么还在滔滔不绝？
这种信陵君窃符救赵的故事发生是有一个前提条件的，就是可以拿得到 “符”。
众所周知，一个 TCP 会话，也就是编程时使用的 socket 是由 目标 IP 、 源 IP 、 目标端口 、源端口 这 4 个信息组成的元组。其中 目标 IP 、 源 IP 、 目标端口 都比较容易获得，唯独 源端口 似乎很难获取。
很难并不意味着不可能，客户端的端口一般都在 3w 以上，16 位的端口号最大也就 65535 个端口，更何况如果攻击者和被害者同处一室（在一个网段）更可以使用端口扫描等黑客工具直接获取到 源端口。
还有一个门槛就是如果伪造的 TCP 包不在滑动窗口内，是会被无视的，不过这也不难，因为 IP 头 + TCP 头一共也就 40 字节，这个数据报的队列是可以预估的，常言道，大力出奇迹，暴力破解可以解决。
虽然有点小困难，但效果是非常舒适的。
系列之 泪滴（teardrop）攻击：
泪滴攻击也成为分片报文洪水，会造成终端的缓冲区溢出， CPU 资源耗尽。其实此类攻击不仅对 TCP 有效，对 UDP 同样有效，因为它攻击的是网络层，其利用的原理是，当 TCP/UDP 要发送一个大的报文时，为了提高信道的利用率，通常会将其拆分为多个小的 IP 数据报，但不管是拆分还是合并，都需要耗费 CPU 资源，这就给了攻击者以可乘之机。
泪滴攻击大体分为两种，一种是发送大量的小报文，一般来讲 IP 数据报头部 20 个字节，可容纳 65515 字节，如果攻击者故意将其拆分为极小体积数量极多的分片，这种数据报都是恶意的。
还有一种就更缺德的，攻击者故意不发送一个大报文中的最后一个小分片，造成终端一直在等待，这样缓冲区中前面接受到的数据会一直保存在缓冲区中。也称 Rose 攻击。 这种故意扣留分片的方式也可以用在 IGMP 协议上， 称为 fawx 攻击。
泪滴（teardrop） 攻击的防御:
一般来说，正常的网络中出现大量分包的情况是比较小的。如果出现，大概率是被攻击了，这时需要对分片进行限速，避免将 CPU 资源耗尽。
系列之 Land 攻击：
Land 攻击也是利用了 TCP 建立会话需要三次握手这一特质进行的，而且相比一般性洪水攻击来说，它具有 “药量小” 、 “见效快" 等优质特点。
服药过程如下：
首先攻击者构造一个很特别的 TCP 会话请求 SYN ， 在这个报文中，目标地址与源地址是一样的，端口也一样。这样，当目标终端接收到这个报文后，会向自己发回一个回执确认请求 SYN + ACK ，收到后，有的终端比较傻，会以为这个是另一个会话请求报文，进而创建一个空连接，然后继续向自己发送确认请求，如此循环直至油尽灯枯。
land 攻击的防御:
这种攻击对付早期的操作系统是很有效的，现在不行了，现在的操作系统可以轻易分辨出这种恶意循环。但在某些老式的网络设备上，还是有一些生存空间的。
DNS 劫持：
2010 年 1 月 12 日上午 7 点钟，baidu 公司曾遭到黑客攻击，导致网页长时间无法正常访问。其主要用的方式就是 DNS 劫持。
说到 DNS （Domain Name Service） 其功能是将域名换回为真实 IP ，但 DNS 劫持并不一定是黑客行为，比如国内某通公司的宽带，如果你访问一个不存在的域名，可能会被跳转到一个广告页面... ...
先来说说局域网的 DNS 劫持，在局域网中，尤其是一些大型公司的内网，一般有自己的 DNS 服务器，这种情况虽然符合 “劫持” 这一特性，却并不能算是恶意劫持。但不包括以下这种情况：
1.通过 ARP 伪造虚假 DNS 服务器：
DNS 查询一般是基于 UDP 的，因为报文较小，但也有基于 TCP 的特殊情况这里不做讨论 ，无论是 TCP 还是 UDP ， DNS 服务器都使用 IP 地址在各终端标定。既然使用了 IP 在局域网里就逃不过 ARP 欺骗，只要攻击者抢先在 DNS 服务器 发送消息之前，先发送一条伪造的 MAC 确认消息，那被攻击者就会认为攻击者是它的 DNS 服务器了。
一个避免的方法是将局域网内的 DNS 服务器 IP 做成 静态 ARP 映射。
2.通过网络设备进行 DNS 劫持：
局域网中，终端使用网络一般会经过多层 NAT 映射，每一层转发都需要路由器完成，但局域网中的路由设备抗攻击强度远远不及主干网，甚至有些路由器自身就有固件漏洞，或者密码比较简单等问题，攻击者也可以从路由设备开刀，一旦攻破，就可以控制任何报文的转发，当然也可以劫持 DNS 。
在广域网中，同样存在 DNS 被劫持的风险，一般分为以下两种：
1.第三方代理劫持 DNS 服务器：
在这种情况下，代理服务器承接了终端的所有网络报文，当然也包括 DNS 查询。使用代理服务器并不会使你加入任何新的网络，它仅是对网络报文进行转发，所以终端无法甄别这个过程是否被篡改过， 通常使用值得信赖的 VPN 可以避免这种情况。
2. 来自 ISP 的 DNS 劫持：
DNS 是一个庞大服务，是全球性的，目前根节点只有 937 个 （截止到 2018 年 9 月 4 日），但大部分分布在美洲、欧洲等地。亚洲如果直接使用 DNS 根节点会有非常长的延迟，所以各大 ISP 服务商都会分担 DNS 查询的工作，并将查询到的结果进行一段时间的缓存，保证当地 DNS 查询的速度。
但又如何保证这些 “备份数据” 的准确性呢？对于 ISP 来说，提供健壮的网络服务是其本职工作，但偶尔也有开小差的时候，针对 DNS 服务器的攻击主要有两种：
首先是 DNS 洪水攻击，它和上面提到的其他洪水攻击原理差不多，通过操作互联网上的大量 “肉机”（已经被黑客控制的终端） 伪造大量 DNS 查询请求直至 DNS 服务器资源耗尽，这种攻击针对 ISP 的某一层子 DNS 节点很有效。（因为 DNS 根服务器吞吐量非常大，很难对其造成影响，先找弱鸡下手）
还有一种是 DNS 反弹式攻击，它主要攻击 DNS 子节点到根节点之间的网络。首先攻击者操作 “肉机” 伪造大量不存在的多级域如（a.b.c.d.e.f.baidu.com），这会导致子 DNS 节点不断的向根节点发出查询，直至它们之间的网络被占满。
DNS 攻击的防御:
DNS 主要是服务端的防范，作为终端用户而言，能做出的努力有限。
- 检查本地 hosts 文件。
- 不要使用来历不明的 DNS 服务器地址，如果内网没有 DNS 服务器的话，建议使用中国联通的 114.114.114.114 和 google 的 8.8.8.8
- 如果你是网管，不要在开着路由器管理 Web 界面的浏览器在去浏览其他网站，当心被 csrf ！