與Windows相比，Linux被認(rèn)為具有更好的安全性和其他擴(kuò)展性能。這些特性使得Linux在操作系統(tǒng)領(lǐng)域異軍突起，得到越來越多的重視。隨著Linux應(yīng)用量的增加，其安全性也逐漸受到了公眾甚或黑客的關(guān)注。那么，Linux是否真的如其支持廠商們所宣稱的那樣安全呢?下面大家與學(xué)習(xí)啦小編一起來學(xué)習(xí)一下吧。

　　linux操作系統(tǒng)漏洞

　　NTP安全漏洞

　　在linux系統(tǒng)中NTP是用來使計(jì)算機(jī)時(shí)間同步化的一種協(xié)議，它可以使計(jì)算機(jī)對其服務(wù)器或時(shí)鐘源了，但有網(wǎng)友發(fā)現(xiàn)ntp存在安全問題。

　　CVE-2013-5211最早公布是2014年1月10日，由于NTP本身不會驗(yàn)證發(fā)送者的源ip地址。這就類似于DNS解析器使用的DRDoS(分布式反射型拒絕服務(wù)攻擊)。攻擊者HACK發(fā)送了一個(gè)偽造報(bào)文發(fā)送給NTP服務(wù)器Server A，將數(shù)據(jù)包中的源ip地址改成了受害者Client A的ip地址。NTP服務(wù)器Server A會響應(yīng)這個(gè)請求，相對于初始請求，響應(yīng)包發(fā)送的字節(jié)數(shù)是一個(gè)被放大的量，導(dǎo)致受害者Client A被dos攻擊。最高的兩個(gè)消息類型：REQ_MON_GETLIST 和REQ_MON_GETLIST_1，通過高達(dá)3660和5500的一個(gè)因素分別放大原始請求。

　　【解決方案】:

　　放大反射dos攻擊由CVE-2013-5211所致。且這漏洞是與molist功能有關(guān)。Ntpd4.2.7p26之前的版本都會去響應(yīng)NTP中的mode7“monlist”請求。ntpd-4.2.7p26版本后，“monlist”特性已經(jīng)被禁止，取而代之的是“mrulist”特性，使用mode6控制報(bào)文，并且實(shí)現(xiàn)了握手過程來阻止對第三方主機(jī)的放大攻擊。

　　操作步驟：

　　echo "disable monitor" >> /etc/ntp.conf

　　重啟ntp服務(wù)

　　驗(yàn)證：

　　運(yùn)行 # ntpdc

　　ntpdc> monlist

　　***Server reports data not found

　　ntpdc>

　　此時(shí)monlist已經(jīng)被禁止了，也不會影響其時(shí)間同步 。或者在配置文件中增加以下兩行并重啟ntp服務(wù)：

　　restrict default kod nomodify notrap nopeer noquery

　　restrict -6 default kod nomodify notrap nopeer noquery

　　Linux操作系統(tǒng)內(nèi)核漏洞問題

權(quán)限提升類漏洞

　　一般來說，利用系統(tǒng)上一些程序的邏輯缺陷或緩沖區(qū)溢出的手段，攻擊者很容易在本地獲得Linux服務(wù)器上管理員權(quán)限r(nóng)oot;在一些遠(yuǎn)程的情況下，攻擊者會利用一些以root身份執(zhí)行的有缺陷的系統(tǒng)守護(hù)進(jìn)程來取得root權(quán)限，或利用有缺陷的服務(wù)進(jìn)程漏洞來取得普通用戶權(quán)限用以遠(yuǎn)程登錄服務(wù)器。目前很多Linux服務(wù)器都用關(guān)閉各種不需要的服務(wù)和進(jìn)程的方式來提升自身的安全性，但是只要這個(gè)服務(wù)器上運(yùn)行著某些服務(wù)，攻擊者就可以找到權(quán)限提升的途徑。下面是一個(gè)比較新的導(dǎo)致權(quán)限提升的漏洞。

　　do_brk()邊界檢查不充分漏洞在2003年9月份被Linux內(nèi)核開發(fā)人員發(fā)現(xiàn)，并在9月底發(fā)布的Linux kernel 2.6.0-test6中對其進(jìn)行了修補(bǔ)。但是Linux內(nèi)核開發(fā)人員并沒有意識到此漏洞的威脅，所以沒有做任何通報(bào)，一些安全專家與黑客卻看到了此漏洞蘊(yùn)涵的巨大威力。在2003年11月黑客利用rsync中一個(gè)未公開的堆溢出與此漏洞配合，成功地攻擊了多臺Debian與Gentoo Linux的服務(wù)器。

　　下面讓我們簡單描述一下該漏洞。該漏洞被發(fā)現(xiàn)于brk系統(tǒng)調(diào)用中。brk系統(tǒng)調(diào)用可以對用戶進(jìn)程的堆的大小進(jìn)行操作，使堆擴(kuò)展或者縮小。而brk內(nèi)部就是直接使用do_brk()函數(shù)來做具體的操作， do_brk()函數(shù)在調(diào)整進(jìn)程堆的大小時(shí)既沒有對參數(shù)len進(jìn)行任何檢查(不檢查大小也不檢查正負(fù))，也沒有對addr+len是否超過TASK_SIZE做檢查。這樣我們就可以向它提交任意大小的參數(shù)len，使用戶進(jìn)程的大小任意改變以至可以超過TASK_SIZE的限制，使系統(tǒng)認(rèn)為內(nèi)核范圍的內(nèi)存空間也是可以被用戶訪問的，這樣的話普通用戶就可以訪問到內(nèi)核的內(nèi)存區(qū)域。通過一定的操作，攻擊者就可以獲得管理員權(quán)限。這個(gè)漏洞極其危險(xiǎn)，利用這個(gè)漏洞可以使攻擊者直接對內(nèi)核區(qū)域操作，可以繞過很多Linux系統(tǒng)下的安全保護(hù)模塊。

　　此漏洞的發(fā)現(xiàn)提出了一種新的漏洞概念，即通過擴(kuò)展用戶的內(nèi)存空間到系統(tǒng)內(nèi)核的內(nèi)存空間來提升權(quán)限。當(dāng)發(fā)現(xiàn)這種漏洞時(shí)，通過研究我們就認(rèn)為內(nèi)核中一定還會存在類似的漏洞，果然幾個(gè)月后黑客們又在Linux內(nèi)核中發(fā)現(xiàn)與brk相似的漏洞。通過這次成功的預(yù)測，更證實(shí)了對這種新型的概念型漏洞進(jìn)行研究很有助于安全人員在系統(tǒng)中發(fā)現(xiàn)新的漏洞。

　　拒絕服務(wù)類漏洞

　　拒絕服務(wù)攻擊是目前比較流行的攻擊方式，它并不取得服務(wù)器權(quán)限，而是使服務(wù)器崩潰或失去響應(yīng)。對Linux的拒絕服務(wù)大多數(shù)都無須登錄即可對系統(tǒng)發(fā)起拒絕服務(wù)攻擊，使系統(tǒng)或相關(guān)的應(yīng)用程序崩潰或失去響應(yīng)能力，這種方式屬于利用系統(tǒng)本身漏洞或其守護(hù)進(jìn)程缺陷及不正確設(shè)置進(jìn)行攻擊。

　　另外一種情況，攻擊者登錄到Linux系統(tǒng)后，利用這類漏洞，也可以使系統(tǒng)本身或應(yīng)用程序崩潰。這種漏洞主要由程序?qū)σ馔馇闆r的處理失誤引起，如寫臨時(shí)文件之前不檢查文件是否存在，盲目跟隨鏈接等。

　　下面，我們簡單描述一下Linux在處理intel IA386 CPU中的寄存器時(shí)發(fā)生錯(cuò)誤而產(chǎn)生的拒絕服務(wù)漏洞。該漏洞是因?yàn)镮A386多媒體指令使用的寄存器MXCSR的特性導(dǎo)致的。由于IA386 CPU規(guī)定MXCSR寄存器的高16位不能有任何位被置位，否則CPU就會報(bào)錯(cuò)導(dǎo)致系統(tǒng)崩潰。為了保證系統(tǒng)正常運(yùn)轉(zhuǎn)，在linux系統(tǒng)中有一段代碼專門對MXCSR的這個(gè)特性作處理，而這一段代碼在特定的情況下會出現(xiàn)錯(cuò)誤，導(dǎo)致MXCSR中的高16位沒有被清零，使系統(tǒng)崩潰。如果攻擊者制造了這種“極限”的內(nèi)存情況就會對系統(tǒng)產(chǎn)生DoS效果。

　　攻擊者通過調(diào)用get_fpxregs函數(shù)可以讀取多媒體寄存器至用戶空間，這樣用戶就可以取得MXCSR寄存器的值。調(diào)用set_fpxregs函數(shù)可以使用用戶空間提供的數(shù)據(jù)對MXCSR寄存器進(jìn)行賦值。通過對MXCSR的高16位進(jìn)行清0，就保證了IA386 CPU的這個(gè)特性。如果產(chǎn)生一種極限效果使程序跳過這一行，使MXCSR寄存器的高16位沒有被清0，一旦MXCSR寄存器的高16位有任何位被置位，系統(tǒng)就會立即崩潰!

　　因?yàn)槔眠@個(gè)漏洞攻擊者還需要登錄到系統(tǒng)，這個(gè)漏洞也不能使攻擊者提升權(quán)限，只能達(dá)到DoS的效果，所以這個(gè)漏洞的危害還是比較小的。但是分析這個(gè)漏洞就沒有意義了嗎?其實(shí)由分析這個(gè)漏洞可以看出：Linux內(nèi)核開發(fā)成員對這種內(nèi)存拷貝時(shí)出現(xiàn)錯(cuò)誤的情況沒有進(jìn)行考慮，以至造成了這個(gè)漏洞，分析了解了這個(gè)漏洞后，在漏洞挖掘方面也出現(xiàn)了一種新的類型，使我們在以后的開發(fā)中可以盡量避免這種情況。

　　接下來讓我們看一種Linux內(nèi)核算法上出現(xiàn)的漏洞。先來簡單介紹一下這個(gè)漏洞，當(dāng)Linux系統(tǒng)接收到攻擊者經(jīng)過特殊構(gòu)造的包后，會引起hash表產(chǎn)生沖突導(dǎo)致服務(wù)器資源被耗盡。這里所說的hash沖突就是指：許多數(shù)值經(jīng)過某種hash算法運(yùn)算以后得出的值相同，并且這些值都被儲存在同一個(gè)hash槽內(nèi)，這就使hash表變成了一個(gè)單向鏈表。而對此hash表的插入操作會從原來的復(fù)雜度O(n)變?yōu)镺(n*n)。這樣就會導(dǎo)致系統(tǒng)消耗巨大的cpu資源，從而產(chǎn)生了DoS攻擊效果。我們先看一下在linux中使用的hash算法，這個(gè)算法用在對Linux route catch的索引與分片重組的操作中。在今年五月Rice University計(jì)算機(jī)科學(xué)系的Scott A. Crosby與Dan S. Wallach提出了一種新的低帶寬的DoS攻擊方法，即針對應(yīng)用程序所使用的hash算法的脆弱性進(jìn)行攻擊。這種方法提出：如果應(yīng)用程序使用的hash算法存在弱點(diǎn)，也就是說hash算法不能有效地把數(shù)據(jù)進(jìn)行散列，攻擊者就可以通過構(gòu)造特殊的值使hash算法產(chǎn)生沖突引起DoS攻擊。

　　202

　　203 static __inline__ unsigned rt_hash_code(u32 daddr, u32 saddr, u8 tos)

　　204 {

　　205 unsigned hash = ((daddr & 0xF0F0F0F0) >> 4) │

　　206 ((daddr & 0x0F0F0F0F) << 4);

　　207 hash ^= saddr ^ tos;

　　208 hash ^= (hash >> 16);

　　209 return (hash ^ (hash >> 8)) & rt_hash_mask;

　　210 }

　　以上的代碼就是Linux對ip包進(jìn)行路由或者重組時(shí)使用的算法。此算法由于過于簡單而不能把route緩存進(jìn)行有效的散列，從而產(chǎn)生了DoS漏洞。下面我們來分析一下此函數(shù)。

　　203行為此函數(shù)的函數(shù)名與入口參數(shù)，u32 daddr為32位的目的地址，而u32 saddr為32位的原地址，tos為協(xié)議。

　　205行-206行是把目標(biāo)地址前后字節(jié)進(jìn)行轉(zhuǎn)換。

　　207行把原地址與tos進(jìn)行異或后再與hash異或然后再賦值給hash。

　　208行把hash的值向右偏移16位然后與hash異或再賦值給hash。

　　209行是此函數(shù)返回hash與它本身向右偏移8位的值異或，然后再跟rt_hash_mask進(jìn)行與操作的值。

　　這種攻擊是一種較為少見的拒絕服務(wù)方式，因?yàn)樗昧讼到y(tǒng)本身的算法中的漏洞。該漏洞也代表了一種新的漏洞發(fā)掘的方向，就是針對應(yīng)用軟件或者系統(tǒng)使用的hash算法進(jìn)行漏洞挖掘。因此，這種針對hash表攻擊的方法對不僅對Linux，而且會對很多應(yīng)用軟件產(chǎn)生影響，比如說Perl5在這個(gè)perl的版本中使用的hash算法就容易使攻擊者利用精心篩選的數(shù)據(jù)，使用perl5進(jìn)行編程的應(yīng)用程序使用的hash表產(chǎn)生hash沖突，包括一些代理服務(wù)器軟件，甚至一些IDS軟件，防火墻等，因使用的是Linux內(nèi)核都會被此種攻擊影響。

　　Linux內(nèi)核中的整數(shù)溢出漏洞

　　Linux Kernel 2.4 NFSv3 XDR處理器例程遠(yuǎn)程拒絕服務(wù)漏洞在2003年7月29日公布,影響Linux Kernel 2.4.21以下的所有Linux內(nèi)核版本。

　　該漏洞存在于XDR處理器例程中，相關(guān)內(nèi)核源代碼文件為nfs3xdr.c. 此漏洞是由于一個(gè)整形漏洞引起的(正數(shù)/負(fù)數(shù)不匹配)。攻擊者可以構(gòu)造一個(gè)特殊的XDR頭(通過設(shè)置變量int size為負(fù)數(shù))發(fā)送給Linux系統(tǒng)即可觸發(fā)此漏洞。當(dāng)Linux系統(tǒng)的NFSv3 XDR處理程序收到這個(gè)被特殊構(gòu)造的包時(shí)，程序中的檢測語句會錯(cuò)誤地判斷包的大小，從而在內(nèi)核中拷貝巨大的內(nèi)存，導(dǎo)致內(nèi)核數(shù)據(jù)被破壞，致使Linux系統(tǒng)崩潰。

　　漏洞代碼：

　　static inline u32 *

　　decode_fh(u32 *p, struct svc_fh *fhp)

　　{

　　int size;

　　fh_init(fhp, NFS3_FHSIZE);

　　size = ntohl(*p++);

　　if (size > NFS3_FHSIZE)

　　return NULL;

　　memcpy(&fhp->fh_handle.fh_base, p, size); fhp->fh_handle.fh_size = size;

　　return p + XDR_QUADLEN(size);

　　}

　　因?yàn)榇藘?nèi)存拷貝時(shí)在內(nèi)核內(nèi)存區(qū)域中進(jìn)行，會破壞內(nèi)核中的數(shù)據(jù)導(dǎo)致內(nèi)核崩潰，所以此漏洞并沒有證實(shí)可以用來遠(yuǎn)程獲取權(quán)限，而且利用此漏洞時(shí)攻擊者必須可以mount此系統(tǒng)上的目錄，更為利用此漏洞增加了困難。

　　我們的目的在于通過這個(gè)漏洞的特點(diǎn)來尋找此種類型的漏洞并更好地修補(bǔ)它。大家可以看到，該漏洞是一個(gè)非常典型的整數(shù)溢出漏洞，如果在內(nèi)核中存在這樣的漏洞是非常危險(xiǎn)的。所以Linux的內(nèi)核開發(fā)人員對Linux內(nèi)核中關(guān)于數(shù)據(jù)大小的變量都作了處理(使用了unsigned int)，這樣就避免了再次出現(xiàn)這種典型的整數(shù)溢出。通過對這種特別典型的漏洞原理進(jìn)行分析，開發(fā)人員可以在以后的開發(fā)中避免出現(xiàn)這種漏洞。

　　IP地址欺騙類漏洞

　　由于tcp/ip本身的缺陷，導(dǎo)致很多操作系統(tǒng)都存在tcp/ip堆棧漏洞，使攻擊者進(jìn)行ip地址欺騙非常容易實(shí)現(xiàn)。Linux也不例外。雖然IP地址欺騙不會對Linux服務(wù)器本身造成很嚴(yán)重的影響，但是對很多利用Linux為操作系統(tǒng)的防火墻和IDS產(chǎn)品來說，這個(gè)漏洞卻是致命的。

　　IP地址欺騙是很多攻擊的基礎(chǔ)，之所以使用這個(gè)方法，是因?yàn)镮P自身的缺點(diǎn)。IP協(xié)議依據(jù)IP頭中的目的地址項(xiàng)來發(fā)送IP數(shù)據(jù)包。如果目的地址是本地網(wǎng)絡(luò)內(nèi)的地址，該IP包就被直接發(fā)送到目的地。如果目的地址不在本地網(wǎng)絡(luò)內(nèi)，該IP包就會被發(fā)送到網(wǎng)關(guān)，再由網(wǎng)關(guān)決定將其發(fā)送到何處。這是IP路由IP包的方法。IP路由IP包時(shí)對IP頭中提供的IP源地址不做任何檢查，認(rèn)為IP頭中的IP源地址即為發(fā)送該包的機(jī)器的IP地址。當(dāng)接收到該包的目的主機(jī)要與源主機(jī)進(jìn)行通信時(shí)，它以接收到的IP包的IP頭中IP源地址作為其發(fā)送的IP包的目的地址，來與源主機(jī)進(jìn)行數(shù)據(jù)通信。IP的這種數(shù)據(jù)通信方式雖然非常簡單和高效，但它同時(shí)也是IP的一個(gè)安全隱患，很多網(wǎng)絡(luò)安全事故都是由IP的這個(gè)缺點(diǎn)而引發(fā)的。

　　黑客或入侵者利用偽造的IP發(fā)送地址產(chǎn)生虛假的數(shù)據(jù)分組，喬裝成來自內(nèi)部站的分組過濾器，這種類型的攻擊是非常危險(xiǎn)的。關(guān)于涉及到的分組真正是內(nèi)部的，還是外部的分組被包裝得看起來像內(nèi)部分組的種種跡象都已喪失殆盡。只要系統(tǒng)發(fā)現(xiàn)發(fā)送地址在自己的范圍之內(nèi)，就把該分組按內(nèi)部通信對待并讓其通過。