TCPсоединение всегда устанавливается передачей трех пакетов, которые инициализируют и устанавливают соединение, через которое в дальнейшем будут передаваться данные. Сессия начинается с передачи
SYNпакета, в ответ на который передается
SYN/ACKпакет и подтверждает установление соединения пакет
ACK. После этого соединение считается установленным и готовым к передаче данных. Может возникнуть вопрос: «А как же трассируется соединение?». В действительности все довольно просто.
Для всех типов соединений, трассировка проходит практически одинаково. Взгляните на рисунок ниже, где показаны все стадии установления соединения. Как видите, трассировщик, с точки зрения пользователя, фактически не следит за ходом установления соединения. Просто, как только трассировщик «увидел» первый ( SYN) пакет, то присваивает ему статус NEW. Как только через трассировщика проходит второй пакет ( SYN/ACK), то соединению присваивается статус ESTABLISHED. Почму именно второй пакет? Сейчас разберемся. Строя свой набор правил, вы можете позволить покидать локальную сеть пакетам со статусом NEWи ESTABLISHED, а во входящем трафике пропускать пакеты только со статусом ESTABLISHEDи все будет работать прекрасно. И наоборот, если бы трассировщик продолжал считать соединение как NEW, то фактически вам никогда не удалось бы установить соединение с «внешним миром», либо пришлось бы позволить прохождение NEWпакетов в локальную сеть. С точки зрения ядра все выглядит более сложным, поскольку в пространстве ядра TCPсоединения имеют ряд промежуточных состояний, недоступных в пространстве пользователя. В общих чертах они соответствуют спецификации RFC 793 – Transmission Control Protocolна странице 21-23. Более подробно эта тема будет рассматриваться чуть ниже.
С точки зрения пользователя все выглядит достаточно просто, однако если посмотреть с точки зрения ядра, то все выглядит несколько сложнее. Рассмотрим порядок изменения состояния соединения в таблице /proc/net/ip_conntrack. После передачи первого пакета
SYN.
tcp 6 117 SYN_SENT src=192.168.1.5 dst=192.168.1.35 sport=1031 \ dport=23 [UNREPLIED] src=192.168.1.35 dst=192.168.1.5 sport=23 \ dport=1031 use=1
Как видите, запись в таблице отражает точное состояние соединения – был отмечен факт передачи пакета SYN (флаг SYN_SENT), на который ответа пока не было (флаг [UNREPLIED]). После получения пакета-ответа, соединение переводится в следующее внутреннее состояние:
tcp 6 57 SYN_RECV src=192.168.1.5 dst=192.168.1.35 sport=1031 \ dport=23 src=192.168.1.35 dst=192.168.1.5 sport=23 dport=1031 \ use=1
Теперь запись сообщает о том, что обратно прошел пакет SYN/ACK. На этот раз соединение переводится в состояние SYN_RECV. Это состояние говорит о том, что пакет SYNбыл благополучно доставлен получателю и в ответ на него пришел пакет-подтверждение ( SYN/ACK). Кроме того, механизм определения состояния «увидев» пакеты, следующие в обеих направлениях, снимает флаг [UNREPLIED]. И наконец после передачи заключительного ACK–пакета, в процедуре установления соединения
tcp 6 431999 ESTABLISHED src=192.168.1.5 dst=192.168.1.35 \ sport=1031 dport=23 src=192.168.1.35 dst=192.168.1.5 \ sport=23 dport=1031 use=1
соединение переходит в состояние ESTABLISHED(установленное). После приема нескольких пакетов через это соединение, к нему добавится флаг [ASSURED] (уверенное).
При закрытии, TCPсоединение проходит через следующие состояния.
Как видно из рисунка, соединение не закрывается до тех пор пока не будет передан последний пакет ACK. Обратите внимание – эта картинка описывает нормальный процесс закрытия соединения. Кроме того, если соединение отвергается, то оно может быть закрыто передачей пакета RST(сброс). В этом случае соединение будет закрыто по истечение предопределенного времени.
При закрытии, соединение переводится в состояние TIME_WAIT, продолжительность которого по-умолчанию соответствует 2 минутам, в течение которого еще возможно прохождение пакетов через брандмауэр. Это является своего рода «буферным временем», которое дает возможность пройти пакетам, «увязшим» на том или ином маршрутизаторе (роутере).
Если соединение закрывается по получении пакета RST, то оно переводится в состояние CLOSE. Время ожидания до фактического закрытия соединения по-умолчанию устанавливается равным 10 секунд. Подтверждение на пакеты RSTне передается и соединение закрывается сразу же. Кроме того имеется ряд других внутренних состояний. В таблице ниже приводится список возможных внутренних состояний соединения и соответствующие им размеры таймаутов.
Таблица 4-2. Internal states
(Состояние – Время ожидания )
NONE – 30 минут
ESTABLISHED – 5 дней
SYN_SENT – 2 минуты
SYN_RECV – 60 секунд
FIN_WAIT – 2 минуты
TIME_WAIT – 2 минуты
CLOSE – 10 секунд
CLOSE_WAIT – 12 часов
LAST_ACK – 30 секунд
LISTEN – 2 минуты
Эти значения могут несколько изменяться от версии к версии ядра, кроме того, они могут быть изменены через интерфейс файловой системы /proc (переменные proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_tcp_*). Значения устанавливаются в сотых долях секунды, так что число 3000 означает 30 секунд.
ПРИМЕЧАНИЕ: Обратите внимание на то, что со стороны пользователя, механизм определения состояния никак не отображает состояние флагов TCPпакетов. Как правило – это не всегда хорошо, поскольку состояние NEWприсваивается, не только пакетам SYN.
Это качество трассировщика может быть использовано для избыточного файерволлинга (firewalling), но для случая домашней локальной сети, в которой используется только один брандмауэр это очень плохо. Эта проблема более подробно обсуждается в разделе Пакеты со статусом NEW и со сброшенным битом SYNприложения Общие проблемы и вопросы. Альтернативным вариантом решения этой проблемы может служить установка заплаты tcp-window-trackingиз patch-o-matic, которая сделает возможным принятие решений в зависимости от значения TCP window.
4.5. UDP соединения
4.6. ICMP соединения
4.7. Поведение по-умолчанию
4.8. Трассировка комплексных протоколов
Глава 5. Сохранение и восстановление больших наборов правил
5.1. Плюсы
5.2. И минусы
5.3. iptables-save
Для всех типов соединений, трассировка проходит практически одинаково. Взгляните на рисунок ниже, где показаны все стадии установления соединения. Как видите, трассировщик, с точки зрения пользователя, фактически не следит за ходом установления соединения. Просто, как только трассировщик «увидел» первый ( SYN) пакет, то присваивает ему статус NEW. Как только через трассировщика проходит второй пакет ( SYN/ACK), то соединению присваивается статус ESTABLISHED. Почму именно второй пакет? Сейчас разберемся. Строя свой набор правил, вы можете позволить покидать локальную сеть пакетам со статусом NEWи ESTABLISHED, а во входящем трафике пропускать пакеты только со статусом ESTABLISHEDи все будет работать прекрасно. И наоборот, если бы трассировщик продолжал считать соединение как NEW, то фактически вам никогда не удалось бы установить соединение с «внешним миром», либо пришлось бы позволить прохождение NEWпакетов в локальную сеть. С точки зрения ядра все выглядит более сложным, поскольку в пространстве ядра TCPсоединения имеют ряд промежуточных состояний, недоступных в пространстве пользователя. В общих чертах они соответствуют спецификации RFC 793 – Transmission Control Protocolна странице 21-23. Более подробно эта тема будет рассматриваться чуть ниже.
tcp 6 117 SYN_SENT src=192.168.1.5 dst=192.168.1.35 sport=1031 \ dport=23 [UNREPLIED] src=192.168.1.35 dst=192.168.1.5 sport=23 \ dport=1031 use=1
Как видите, запись в таблице отражает точное состояние соединения – был отмечен факт передачи пакета SYN (флаг SYN_SENT), на который ответа пока не было (флаг [UNREPLIED]). После получения пакета-ответа, соединение переводится в следующее внутреннее состояние:
tcp 6 57 SYN_RECV src=192.168.1.5 dst=192.168.1.35 sport=1031 \ dport=23 src=192.168.1.35 dst=192.168.1.5 sport=23 dport=1031 \ use=1
Теперь запись сообщает о том, что обратно прошел пакет SYN/ACK. На этот раз соединение переводится в состояние SYN_RECV. Это состояние говорит о том, что пакет SYNбыл благополучно доставлен получателю и в ответ на него пришел пакет-подтверждение ( SYN/ACK). Кроме того, механизм определения состояния «увидев» пакеты, следующие в обеих направлениях, снимает флаг [UNREPLIED]. И наконец после передачи заключительного ACK–пакета, в процедуре установления соединения
tcp 6 431999 ESTABLISHED src=192.168.1.5 dst=192.168.1.35 \ sport=1031 dport=23 src=192.168.1.35 dst=192.168.1.5 \ sport=23 dport=1031 use=1
соединение переходит в состояние ESTABLISHED(установленное). После приема нескольких пакетов через это соединение, к нему добавится флаг [ASSURED] (уверенное).
При закрытии, TCPсоединение проходит через следующие состояния.
Как видно из рисунка, соединение не закрывается до тех пор пока не будет передан последний пакет ACK. Обратите внимание – эта картинка описывает нормальный процесс закрытия соединения. Кроме того, если соединение отвергается, то оно может быть закрыто передачей пакета RST(сброс). В этом случае соединение будет закрыто по истечение предопределенного времени.
При закрытии, соединение переводится в состояние TIME_WAIT, продолжительность которого по-умолчанию соответствует 2 минутам, в течение которого еще возможно прохождение пакетов через брандмауэр. Это является своего рода «буферным временем», которое дает возможность пройти пакетам, «увязшим» на том или ином маршрутизаторе (роутере).
Если соединение закрывается по получении пакета RST, то оно переводится в состояние CLOSE. Время ожидания до фактического закрытия соединения по-умолчанию устанавливается равным 10 секунд. Подтверждение на пакеты RSTне передается и соединение закрывается сразу же. Кроме того имеется ряд других внутренних состояний. В таблице ниже приводится список возможных внутренних состояний соединения и соответствующие им размеры таймаутов.
Таблица 4-2. Internal states
(Состояние – Время ожидания )
NONE – 30 минут
ESTABLISHED – 5 дней
SYN_SENT – 2 минуты
SYN_RECV – 60 секунд
FIN_WAIT – 2 минуты
TIME_WAIT – 2 минуты
CLOSE – 10 секунд
CLOSE_WAIT – 12 часов
LAST_ACK – 30 секунд
LISTEN – 2 минуты
Эти значения могут несколько изменяться от версии к версии ядра, кроме того, они могут быть изменены через интерфейс файловой системы /proc (переменные proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_tcp_*). Значения устанавливаются в сотых долях секунды, так что число 3000 означает 30 секунд.
ПРИМЕЧАНИЕ: Обратите внимание на то, что со стороны пользователя, механизм определения состояния никак не отображает состояние флагов TCPпакетов. Как правило – это не всегда хорошо, поскольку состояние NEWприсваивается, не только пакетам SYN.
Это качество трассировщика может быть использовано для избыточного файерволлинга (firewalling), но для случая домашней локальной сети, в которой используется только один брандмауэр это очень плохо. Эта проблема более подробно обсуждается в разделе Пакеты со статусом NEW и со сброшенным битом SYNприложения Общие проблемы и вопросы. Альтернативным вариантом решения этой проблемы может служить установка заплаты tcp-window-trackingиз patch-o-matic, которая сделает возможным принятие решений в зависимости от значения TCP window.
4.5. UDP соединения
По сути своей,
UDPсоединения не имеют признака состояния. Этому имеется несколько причин, основная из них состоит в том, что этот протокол не предусматривает установления и закрытия соединения, но самый большой недостаток – отсутствие информации об очередности поступления пакетов. Приняв две датаграммы
UDP, невозможно сказать точно в каком порядке они были отправлены. Однако, даже в этой ситуации все еще возможно определить состояние соединения. Ниже приводится рисунок того, как выглядит установление соединения с точки зрения трассировщика.
Из рисунка видно, что состояние UDPсоединения определяется почти так же как и состояние TCPсоединения, с точки зрения из пользовательского пространства. Изнутри же это выглядит несколько иначе, хотя во многом похоже. Для начала посмотрим на запись, появившуюся после передачи первого пакета UDP.
udp 17 20 src=192.168.1.2 dst=192.168.1.5 sport=137 dport=1025 \ [UNREPLIED] src=192.168.1.5 dst=192.168.1.2 sport=1025 \ dport=137 use=1
Первое, что мы видим – это название протокола (udp) и его номер (см. /etc/protocols прим. перев.). Третье значение – оставшееся «время жизни» записи в секундах. Далее следуют характеристики пакета, прошедшего через брандмауэр – это адреса и порты отправителя и получателя. Здесь же видно, что это первый пакет в сессии (флаг [UNREPLIED]). И завершают запись адреса и порты отправителя и получателя ожидаемого пакета. Таймаут такой записи по умолчанию составляет 30 секунд.
udp 17 170 src=192.168.1.2 dst=192.168.1.5 sport=137 \ dport=1025 src=192.168.1.5 dst=192.168.1.2 sport=1025 \ dport=137 use=1
После того как сервер «увидел» ответ на первый пакет, соединение считается ESTABLISHED(установленным), единственное отличие от предыдущей записи состоит в отсутствии флага [UNRREPLIED] и, кроме того, таймаут для записи стал равным 180 секундам. После этого может только добавиться флаг [ASSURED] (уверенное соединение), который был описан выше. Флаг [ASSURED] устанавливается только после прохождения некоторого количества пакетов через соединение.
udp 17 175 src=192.168.1.5 dst=195.22.79.2 sport=1025 \ dport=53 src=195.22.79.2 dst=192.168.1.5 sport=53 \ dport=1025 [ASSURED] use=1
Теперь соединение стало «уверенным». Запись в таблице выглядит практически так же как и в предыдущем примере, за исключением флага [ASSURED]. Если в течение 180 секунд через соединение не пройдет хотя бы один пакет, то запись будет удалена из таблицы. Это достаточно маленький промежуток времени, но его вполне достаточно для большинства применений. «Время жизни» отсчитывается от момента прохождения последнего пакета и при появлении нового, время переустанавливается в свое начальное значение, это справедливо и для всех остальных типов внутренних состояний.
Из рисунка видно, что состояние UDPсоединения определяется почти так же как и состояние TCPсоединения, с точки зрения из пользовательского пространства. Изнутри же это выглядит несколько иначе, хотя во многом похоже. Для начала посмотрим на запись, появившуюся после передачи первого пакета UDP.
udp 17 20 src=192.168.1.2 dst=192.168.1.5 sport=137 dport=1025 \ [UNREPLIED] src=192.168.1.5 dst=192.168.1.2 sport=1025 \ dport=137 use=1
Первое, что мы видим – это название протокола (udp) и его номер (см. /etc/protocols прим. перев.). Третье значение – оставшееся «время жизни» записи в секундах. Далее следуют характеристики пакета, прошедшего через брандмауэр – это адреса и порты отправителя и получателя. Здесь же видно, что это первый пакет в сессии (флаг [UNREPLIED]). И завершают запись адреса и порты отправителя и получателя ожидаемого пакета. Таймаут такой записи по умолчанию составляет 30 секунд.
udp 17 170 src=192.168.1.2 dst=192.168.1.5 sport=137 \ dport=1025 src=192.168.1.5 dst=192.168.1.2 sport=1025 \ dport=137 use=1
После того как сервер «увидел» ответ на первый пакет, соединение считается ESTABLISHED(установленным), единственное отличие от предыдущей записи состоит в отсутствии флага [UNRREPLIED] и, кроме того, таймаут для записи стал равным 180 секундам. После этого может только добавиться флаг [ASSURED] (уверенное соединение), который был описан выше. Флаг [ASSURED] устанавливается только после прохождения некоторого количества пакетов через соединение.
udp 17 175 src=192.168.1.5 dst=195.22.79.2 sport=1025 \ dport=53 src=195.22.79.2 dst=192.168.1.5 sport=53 \ dport=1025 [ASSURED] use=1
Теперь соединение стало «уверенным». Запись в таблице выглядит практически так же как и в предыдущем примере, за исключением флага [ASSURED]. Если в течение 180 секунд через соединение не пройдет хотя бы один пакет, то запись будет удалена из таблицы. Это достаточно маленький промежуток времени, но его вполне достаточно для большинства применений. «Время жизни» отсчитывается от момента прохождения последнего пакета и при появлении нового, время переустанавливается в свое начальное значение, это справедливо и для всех остальных типов внутренних состояний.
4.6. ICMP соединения
ICMPпакеты используются только для передачи управляющих сообщений и не организуют постоянного соединения. Однако, существует 4 типа
ICMPпакетов, которые вызывают передачу ответа, поэтому они могут иметь два состояния:
NEWи
ESTABLISHED. К этим пакетам относятся
ICMP Echo Request/Echo Reply,
ICMP Timestamp Request/Timestamp Reply,
ICMP Information Request/Information Replyи
ICMP Address Mask Request/Address Mask Reply. Из них –
ICMP Timestamp Request/Timestamp Replyи
ICMP Information Request/Information Replyсчитаются устаревшими и поэтому, в большинстве случаев, могут быть безболезненно сброшены (
DROP). Взгляните на рисунок ниже.
Как видно из этого рисунка, сервер выполняет Echo Request(эхо-запрос) к клиенту, который (запрос) распознается брандмауэром как NEW. На этот запрос клиент отвечает пакетом Echo Reply, и теперь пакет распознается как имеющий состояние ESTABLISHED. После прохождения первого пакета ( Echo Request) в ip_conntrack появляется запись:
icmp 1 25 src=192.168.1.6 dst=192.168.1.10 type=8 code=0 \ id=33029 [UNREPLIED] src=192.168.1.10 dst=192.168.1.6 \ type=0 code=0 id=33029 use=1
Эта запись несколько отличается от записей, свойственных протоколам TCPи UDP, хотя точно так же присутствуют и название протокола и время таймаута и адреса передатчика и приемника, но далее появляются три новых поля – type, code и id. Поле type содержит тип ICMP, поле code – код ICMP. Значения типов и кодов ICMPприводятся в приложении Типы ICMP. И последнее поле id содержит идентификатор пакета. Каждый ICMP–пакет имеет свой идентификатор. Когда приемник, в ответ на ICMP–запрос посылает ответ, он подставляет в пакет ответа этот идентификатор, благодаря чему, передатчик может корректно распознать в ответ на какой запрос пришел ответ.
Следующее поле – флаг [UNREPLIED], который встречался нам ранее. Он означает, что прибыл первый пакет в соединении. Завершается запись характеристиками ожидаемого пакета ответа. Сюда включаются адреса отправителя и получателя. Что касается типа и кода ICMPпакета, то они соответствуют правильным значениям ожидаемого пакета ICMP Echo Reply. Идентификатор пакета-ответа тот же, что и в пакете запроса.
Пакет ответа распознается уже как ESTABLISHED. Однако, мы знаем, что после передачи пакета ответа, через это соединение уже ничего не ожидается, поэтому после прохождения ответа через netfilter, запись в таблице трассировщика уничтожается.
В любом случае запрос рассматривается как NEW, а ответ как ESTABLISHED.
ПРИМЕЧАНИЕ: Заметьте при этом, что пакет ответа должен совпадать по своим характеристикам (адреса отправителя и получателя, тип, код и идентификатор) с указанными в записи в таблице трассировщика, это справедливо и для всех остальных типов трафика.
ICMP запросы имеют таймаут, по-умолчанию, 30 секунд. Этого времени, в большинстве случаев, вполне достаточно. Время таймаута можно изменить в /proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_icmp_timeout. ( Напоминаю, что переменные типа /proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_* становятся доступны только после установки «заплаты» tcp-window-tracking из patch-o-matic прим. перев.).
Значительная часть ICMPиспользуется для передачи сообщений о том, что происходит с тем или иным UDPили TCPсоединением. Всвязи с этим они очень часто распознаются как связанные ( RELATED) с существующим соединением. Простым примером могут служить сообщения ICMP Host Unreachableили ICMP Network Unreachable. Они всегда порождаются при попытке соединиться с узлом сети когда этот узел или сеть недоступны, в этом случае последний маршрутизатор вернет соответствующий ICMPпакет, который будет распознан как RELATED. На рисунке ниже показано как это происходит.
В этом примере некоторому узлу передается запрос на соединение ( SYNпакет). Он приобретает статус NEWна брандмауэре. Однако, в этот момент времени, сеть оказывается недоступной, поэтому роутер возвращает пакет ICMP Network Unreachable. Трассировщик соединений распознает этот пакет как RELATED, благодаря уже имеющейся записи в таблице, так что пакет благополучно будет передан клиенту, который затем оборвет неудачное соединение. Тем временем, брандмауэр уничтожит запись в таблице, поскольку для данного соединения было получено сообщение об ошибке.
То же самое происходит и с UDPсоединениями – если обнаруживаются подобные проблемы. Все сообщения ICMP, передаваемые в ответ на UDPсоединение, рассматриваются как RELATED. Взгляните на следующий рисунок.
Датаграмма UDPпередается на сервер. Соединению присваивается статус NEW. Однако доступ к сети запрещен (брандмауэром или роутером), поэтому обратно возвращается сообщение ICMP Network Prohibited. Брандмауэр распознает это сообщение как связанное с открытым UDPсоединением, присваивает ему статус RELATEDи передает клиенту. После чего запись в таблице трассировщика уничтожается, а клиент благополучно обрывает соединение.
Как видно из этого рисунка, сервер выполняет Echo Request(эхо-запрос) к клиенту, который (запрос) распознается брандмауэром как NEW. На этот запрос клиент отвечает пакетом Echo Reply, и теперь пакет распознается как имеющий состояние ESTABLISHED. После прохождения первого пакета ( Echo Request) в ip_conntrack появляется запись:
icmp 1 25 src=192.168.1.6 dst=192.168.1.10 type=8 code=0 \ id=33029 [UNREPLIED] src=192.168.1.10 dst=192.168.1.6 \ type=0 code=0 id=33029 use=1
Эта запись несколько отличается от записей, свойственных протоколам TCPи UDP, хотя точно так же присутствуют и название протокола и время таймаута и адреса передатчика и приемника, но далее появляются три новых поля – type, code и id. Поле type содержит тип ICMP, поле code – код ICMP. Значения типов и кодов ICMPприводятся в приложении Типы ICMP. И последнее поле id содержит идентификатор пакета. Каждый ICMP–пакет имеет свой идентификатор. Когда приемник, в ответ на ICMP–запрос посылает ответ, он подставляет в пакет ответа этот идентификатор, благодаря чему, передатчик может корректно распознать в ответ на какой запрос пришел ответ.
Следующее поле – флаг [UNREPLIED], который встречался нам ранее. Он означает, что прибыл первый пакет в соединении. Завершается запись характеристиками ожидаемого пакета ответа. Сюда включаются адреса отправителя и получателя. Что касается типа и кода ICMPпакета, то они соответствуют правильным значениям ожидаемого пакета ICMP Echo Reply. Идентификатор пакета-ответа тот же, что и в пакете запроса.
Пакет ответа распознается уже как ESTABLISHED. Однако, мы знаем, что после передачи пакета ответа, через это соединение уже ничего не ожидается, поэтому после прохождения ответа через netfilter, запись в таблице трассировщика уничтожается.
В любом случае запрос рассматривается как NEW, а ответ как ESTABLISHED.
ПРИМЕЧАНИЕ: Заметьте при этом, что пакет ответа должен совпадать по своим характеристикам (адреса отправителя и получателя, тип, код и идентификатор) с указанными в записи в таблице трассировщика, это справедливо и для всех остальных типов трафика.
ICMP запросы имеют таймаут, по-умолчанию, 30 секунд. Этого времени, в большинстве случаев, вполне достаточно. Время таймаута можно изменить в /proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_icmp_timeout. ( Напоминаю, что переменные типа /proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_* становятся доступны только после установки «заплаты» tcp-window-tracking из patch-o-matic прим. перев.).
Значительная часть ICMPиспользуется для передачи сообщений о том, что происходит с тем или иным UDPили TCPсоединением. Всвязи с этим они очень часто распознаются как связанные ( RELATED) с существующим соединением. Простым примером могут служить сообщения ICMP Host Unreachableили ICMP Network Unreachable. Они всегда порождаются при попытке соединиться с узлом сети когда этот узел или сеть недоступны, в этом случае последний маршрутизатор вернет соответствующий ICMPпакет, который будет распознан как RELATED. На рисунке ниже показано как это происходит.
В этом примере некоторому узлу передается запрос на соединение ( SYNпакет). Он приобретает статус NEWна брандмауэре. Однако, в этот момент времени, сеть оказывается недоступной, поэтому роутер возвращает пакет ICMP Network Unreachable. Трассировщик соединений распознает этот пакет как RELATED, благодаря уже имеющейся записи в таблице, так что пакет благополучно будет передан клиенту, который затем оборвет неудачное соединение. Тем временем, брандмауэр уничтожит запись в таблице, поскольку для данного соединения было получено сообщение об ошибке.
То же самое происходит и с UDPсоединениями – если обнаруживаются подобные проблемы. Все сообщения ICMP, передаваемые в ответ на UDPсоединение, рассматриваются как RELATED. Взгляните на следующий рисунок.
Датаграмма UDPпередается на сервер. Соединению присваивается статус NEW. Однако доступ к сети запрещен (брандмауэром или роутером), поэтому обратно возвращается сообщение ICMP Network Prohibited. Брандмауэр распознает это сообщение как связанное с открытым UDPсоединением, присваивает ему статус RELATEDи передает клиенту. После чего запись в таблице трассировщика уничтожается, а клиент благополучно обрывает соединение.
4.7. Поведение по-умолчанию
В некоторых случаях механизм определения состояния не может распознать протокол обмена и, соответственно, не может выбрать стратегию обработки этого соединения. В этом случае он переходит к заданному по-умолчанию поведению. Поведение по-умолчанию используется, например при обслуживании протоколов
NETBLT,
MUXи
EGP. Поведение по-молчанию во многом схоже с трассировкой
UDPсоединений. Первому пакету присваивается статус
NEW, а всем последующим – статус
ESTABLISHED.
При использовании поведения по-умолчанию, для всех пакетов используется одно и то же значение таймаута, которое можно изменить в /proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_generic_timeout. По-умолчанию это значение равно 600 секундам, или 10 минутам В зависимости от типа трафика, это время может меняться, особенно когда соединение устанавливается по спутниковому каналу.
При использовании поведения по-умолчанию, для всех пакетов используется одно и то же значение таймаута, которое можно изменить в /proc/sys/net/ipv4/netfilter/ip_ct_generic_timeout. По-умолчанию это значение равно 600 секундам, или 10 минутам В зависимости от типа трафика, это время может меняться, особенно когда соединение устанавливается по спутниковому каналу.
4.8. Трассировка комплексных протоколов
Имеется ряд комплексных протоколов, корректная трассировка которых более сложна. Прмером могут служить протоколы
ICQ,
IRCи
FTP. Каждый из этих протоколов несет дополнительную информацию о соединении в области данных пакета. Соответственно корректная трассировка таких соединений требует подключения дополнительных вспомогательных модулей.
В качестве первого примера рассмотрим протокол FTP. Протокол FTPсначала открывает одиночное соединение, которое называется «сеансом управления FTP» ( FTP control session). При выполнении команд в пределах этого сеанса, для передачи сопутствующих данных открываются дополнительные порты. Эти соединения могут быть активными или пассивными. При создании активного соединения клент передает FTPсерверу номер порта и IPадрес для соединения. Затем клент открывает порт, сервер подключает к заданному порту клиента свой порт с номером 20 (известный как FTP-Data) и передает данные через установленное соединение.
Проблема состоит в том, что брандмауэр ничего не знает об этих дополнительных подключениях, поскольку вся информация о них передается через область данных пакета. Из-за этого брандмауэр не позволит серверу соединиться с указанным портом клиента.
Решение проблемы состоит в добавлении специального вспомогательного модуля трассировки, который отслеживает, специфичную для данного протокола, информацию в области данных пакетов, передаваемых в рамках сеанса управления. При создании такого соединения, вспомогательный модуль корректно воспримет передаваемую информацию и создаст соответствующую запись в таблице трассировщика со статусом RELATED, благодаря чему соединение будет установлено. Рисунок ниже поясняет порядок выполнения подобного соединения.
Пассивный FTPдействует противоположным образом. Клиент посылает запрос серверу на получение данных, а сервер возвращает клиенту IPадрес и номер порта для подключения. Клиент подключает свой 20-й порт ( FTP-data) к указанному порту сервера и получает запрошенные данные. Если ваш FTP сервер находится за брандмауэром, то вам потребуется этот вспомогательный модуль для того, чтобы сервер смог обслуживать клиентов из Интернет. То же самое касается случая, когда вы хотите ограничить своих пользователей только возможностью подключения к HTTPи FTPсерверам в Интернет и закрыть все остальные порты. Рисунок ниже показывает как выполняется пассивное соединение FTP.
Некоторые вспомогательные модули уже включены в состав ядра. Если быть более точным, то в состав ядра включены вспомогательные модули для протоколов FTPи IRC. Если в вашем распоряжении нет необходимого вспомогательного модуля, то вам следует обратиться к patch-o-matic, который содержит большое количество вспомогательных модулей для трассировки таких протоколов, как ntalkили H.323. Если и здесь вы не нашли то, что вам нужно, то у вас есть еще варианты: вы можете обратиться к CVS iptables, если искомый вспомогательный модуль еще не был включен в patch-o-matic, либо можете войти в контакт с разработчиками netfilter и узнать у них – имеется ли подобный модуль и планируется ли он к выпуску. Если и тут вы потерпели неудачу, то наверное вам следует прочитать Rusty Russell's Unreliable Netfilter Hacking HOW-TO.
Вспомогательные модули могут быть скомпилированы как в виде подгружаемых модулей ядра, так и статически связаны с ядром. Если они скомпилированы как модули, то вы можете загрузить их командой:
modprobe ip_conntrack_*
Обратите внимание на то, что механизм определения состояния не имеет никакого отношения к трансляции сетевых адресов ( NAT), поэтому вам может потребоваться большее количество дополнительных модулей, если вы выполняете такую трансляцию. Допустим, что вы выполняете трансляцию адресов и трассировку FTPсоединений, тогда вам необходим так же и соответствующий вспомогательный модуль NAT. Имена вспомогательных модулей NATначинаются с ip_nat_, в соответствии с соглашением об именах. В данном случае модуль называется ip_nat_ftp. Для протокола IRCтакой модуль будет называться ip_nat_irc. Тому же самому соглашению следуют и названия вспомогательных модулей трассировщика, например: ip_conntrack_ftpи ip_conntrack_irc.
В качестве первого примера рассмотрим протокол FTP. Протокол FTPсначала открывает одиночное соединение, которое называется «сеансом управления FTP» ( FTP control session). При выполнении команд в пределах этого сеанса, для передачи сопутствующих данных открываются дополнительные порты. Эти соединения могут быть активными или пассивными. При создании активного соединения клент передает FTPсерверу номер порта и IPадрес для соединения. Затем клент открывает порт, сервер подключает к заданному порту клиента свой порт с номером 20 (известный как FTP-Data) и передает данные через установленное соединение.
Проблема состоит в том, что брандмауэр ничего не знает об этих дополнительных подключениях, поскольку вся информация о них передается через область данных пакета. Из-за этого брандмауэр не позволит серверу соединиться с указанным портом клиента.
Решение проблемы состоит в добавлении специального вспомогательного модуля трассировки, который отслеживает, специфичную для данного протокола, информацию в области данных пакетов, передаваемых в рамках сеанса управления. При создании такого соединения, вспомогательный модуль корректно воспримет передаваемую информацию и создаст соответствующую запись в таблице трассировщика со статусом RELATED, благодаря чему соединение будет установлено. Рисунок ниже поясняет порядок выполнения подобного соединения.
Пассивный FTPдействует противоположным образом. Клиент посылает запрос серверу на получение данных, а сервер возвращает клиенту IPадрес и номер порта для подключения. Клиент подключает свой 20-й порт ( FTP-data) к указанному порту сервера и получает запрошенные данные. Если ваш FTP сервер находится за брандмауэром, то вам потребуется этот вспомогательный модуль для того, чтобы сервер смог обслуживать клиентов из Интернет. То же самое касается случая, когда вы хотите ограничить своих пользователей только возможностью подключения к HTTPи FTPсерверам в Интернет и закрыть все остальные порты. Рисунок ниже показывает как выполняется пассивное соединение FTP.
Некоторые вспомогательные модули уже включены в состав ядра. Если быть более точным, то в состав ядра включены вспомогательные модули для протоколов FTPи IRC. Если в вашем распоряжении нет необходимого вспомогательного модуля, то вам следует обратиться к patch-o-matic, который содержит большое количество вспомогательных модулей для трассировки таких протоколов, как ntalkили H.323. Если и здесь вы не нашли то, что вам нужно, то у вас есть еще варианты: вы можете обратиться к CVS iptables, если искомый вспомогательный модуль еще не был включен в patch-o-matic, либо можете войти в контакт с разработчиками netfilter и узнать у них – имеется ли подобный модуль и планируется ли он к выпуску. Если и тут вы потерпели неудачу, то наверное вам следует прочитать Rusty Russell's Unreliable Netfilter Hacking HOW-TO.
Вспомогательные модули могут быть скомпилированы как в виде подгружаемых модулей ядра, так и статически связаны с ядром. Если они скомпилированы как модули, то вы можете загрузить их командой:
modprobe ip_conntrack_*
Обратите внимание на то, что механизм определения состояния не имеет никакого отношения к трансляции сетевых адресов ( NAT), поэтому вам может потребоваться большее количество дополнительных модулей, если вы выполняете такую трансляцию. Допустим, что вы выполняете трансляцию адресов и трассировку FTPсоединений, тогда вам необходим так же и соответствующий вспомогательный модуль NAT. Имена вспомогательных модулей NATначинаются с ip_nat_, в соответствии с соглашением об именах. В данном случае модуль называется ip_nat_ftp. Для протокола IRCтакой модуль будет называться ip_nat_irc. Тому же самому соглашению следуют и названия вспомогательных модулей трассировщика, например: ip_conntrack_ftpи ip_conntrack_irc.
Глава 5. Сохранение и восстановление больших наборов правил
В состав пакета
iptablesвходят две очень удобные утилиты, особенно если вам приходится иметь дело с большими наборами правил. Называются они
iptables-saveи
iptables-restore. Первая из них сохраняет, а вторая восстанавливает наборы правил в/из файла. По своему формату файл с набором правил похож на обычные файлы сценариев командной оболочки (shell), в чем вы сможете убедиться чуть ниже.
5.1. Плюсы
Один из плюсов использования утилит
iptables-saveи
iptables-restoreсостоит в высокой скорости загрузки и сохранения больших наборов правил. Главный недостаток, связанный с установкой наборов правил из сценариев командной оболочки состоит в том, что команда
iptablesкопирует набор правил из пространства ядра в пространство пользователя, вставляет, добавляет или изменяет правило и, наконец, весь набор правил копируется обратно в пространство ядра. Эта последовательность действий выполняется для каждого правила, которое вставляется или изменяется в наборе правил.
Эта проблема легко решается с помощью iptables-saveи iptables-restoreУтилита iptables-saveзаписывает набор правил в обычный текстовый файл в особом формате. Утилита iptables-restoreзагружает набор правил из файла. Главное преимущество этих утилит состоит в том, что они производят сохранение/восстановление всего набора правил за одно обращение. iptables-save«в один присест» получает из пространства ядра и записывает в файл весь набор правил, а iptables-restoreзагружает из файла и переписывает за одно обращение в пространство ядра набор правил для каждой таблицы. Или другими словами – вместо того, чтобы обращаться огромное число раз к ядру для того чтобы получить набор правил, а затем опять записать его в пространство ядра не меньшее число раз, можно просто сохранить набор правил в файл, а затем загружать его из файла, при этом число перемещений наборов в ядро будет зависеть только от числа используемых таблиц.
Вы уже наверняка поняли, что эти утилиты могут представлять для вас интерес, особенно если вам приходится загружать огромные наборы правил. Однако использование этих утилит имеет и свои отрицательные стороны, которые мы рассмотрим в следующем разделе.
Эта проблема легко решается с помощью iptables-saveи iptables-restoreУтилита iptables-saveзаписывает набор правил в обычный текстовый файл в особом формате. Утилита iptables-restoreзагружает набор правил из файла. Главное преимущество этих утилит состоит в том, что они производят сохранение/восстановление всего набора правил за одно обращение. iptables-save«в один присест» получает из пространства ядра и записывает в файл весь набор правил, а iptables-restoreзагружает из файла и переписывает за одно обращение в пространство ядра набор правил для каждой таблицы. Или другими словами – вместо того, чтобы обращаться огромное число раз к ядру для того чтобы получить набор правил, а затем опять записать его в пространство ядра не меньшее число раз, можно просто сохранить набор правил в файл, а затем загружать его из файла, при этом число перемещений наборов в ядро будет зависеть только от числа используемых таблиц.
Вы уже наверняка поняли, что эти утилиты могут представлять для вас интерес, особенно если вам приходится загружать огромные наборы правил. Однако использование этих утилит имеет и свои отрицательные стороны, которые мы рассмотрим в следующем разделе.
5.2. И минусы
У вас может сложиться впечатление, что
iptables-restoreможет обрабатывать своего рода сценарии. Пока не может и вероятнее всего – никогда не сможет. В этом и состоит главный недостаток
iptables-restore. Чтобы было более понятно – представьте себе случай, когда брандмауэр получает динамический IP-адрес и вы хотите вставить его значение в свои правила во время загрузки системы. Решить эту проблему с помощью
iptables-restoreпрактически невозможно.
Как одно из решений можно предложить написать небольшой скрипт, который определяет значение IP-адреса и затем вставляет его в набор правил (например, с помощью sed) на место некоторого ключевого слова. Здесь вам потребуется создать временный файл, в котором производятся изменения и который затем загружается с помощью iptables-restore. Однако такой вариант решения порождает свои проблемы – вам придется отказаться от утилиты iptables-saveпоскольку она может затереть, созданную вручную, заготовку файла с правилами для iptables-restore. Вобщем – довольно неуклюжее решение.
Еще один вариант – хранить в файле для iptables-restoreтолько статические правила, а затем с помощью небольшого скрипта добавлять правила с динамическими параметрами. Конечно же вы уже поняли, что это решение такое же неуклюжее как и первое. Вам придется смириться с тем, что iptables-restoreне очень хорошо подходит для случая с динамически назначаемым IP-адресом и вообще для случаев, когда вам потребуется динамически изменять набор правил в зависимости от конфигурации системы и т.п..
Еще один недостаток iptables-restoreи iptables-saveв том, что их функциональность не всегда соответствует описанной. Проблема состоит в том, что не многие пользуются этими утилитами, еще меньше людей вовлечено в процесс поиска ошибок в этих программах. Поэтому, при использовании некоторых, вновь появившихся, критериев или действий вы можете столкнуться с неожиданным поведением своих правил. Несмотря на возможное существование некоторых проблем, я все же настоятельно рекомендую к использованию эти два инструмента, которые прекрасно работают в большинстве случаев, исключение могут составлять лишь некоторые новые критерии и действия.
Как одно из решений можно предложить написать небольшой скрипт, который определяет значение IP-адреса и затем вставляет его в набор правил (например, с помощью sed) на место некоторого ключевого слова. Здесь вам потребуется создать временный файл, в котором производятся изменения и который затем загружается с помощью iptables-restore. Однако такой вариант решения порождает свои проблемы – вам придется отказаться от утилиты iptables-saveпоскольку она может затереть, созданную вручную, заготовку файла с правилами для iptables-restore. Вобщем – довольно неуклюжее решение.
Еще один вариант – хранить в файле для iptables-restoreтолько статические правила, а затем с помощью небольшого скрипта добавлять правила с динамическими параметрами. Конечно же вы уже поняли, что это решение такое же неуклюжее как и первое. Вам придется смириться с тем, что iptables-restoreне очень хорошо подходит для случая с динамически назначаемым IP-адресом и вообще для случаев, когда вам потребуется динамически изменять набор правил в зависимости от конфигурации системы и т.п..
Еще один недостаток iptables-restoreи iptables-saveв том, что их функциональность не всегда соответствует описанной. Проблема состоит в том, что не многие пользуются этими утилитами, еще меньше людей вовлечено в процесс поиска ошибок в этих программах. Поэтому, при использовании некоторых, вновь появившихся, критериев или действий вы можете столкнуться с неожиданным поведением своих правил. Несмотря на возможное существование некоторых проблем, я все же настоятельно рекомендую к использованию эти два инструмента, которые прекрасно работают в большинстве случаев, исключение могут составлять лишь некоторые новые критерии и действия.
5.3. iptables-save
Утилита
iptables-save, как я уже упоминал, предназначена для сохранения текущего набора правил в файл, который затем может быть использован утилитой
iptables-restore. Эта команда очень проста в использовании и имеет всего два аргумента.
iptables-save[-c] [-t table]
Первый аргумент -c(допустимо использовать более длинный вариант –counters) заставляет iptables-saveсохранить знчения счетчиков байт и пакетов. Это делает возможным рестарт брандмауэра без потери счетчиков, которые могут использоваться для подсчета статистики. По-умолчанию, при запуске без ключа -с, сохранение счетчиков не производится.
С помощью ключа -t(более длинный вариант –table) можно указать имя таблицы для сохранения. Если ключ -tне задан, то сохраняются все таблицы. Ниже приведен пример работы команды iptables-saveв случае, когда набор не содержит ни одного правила.
# Generated by iptables-save v1.2.6a on Wed Apr 24 10:19:17 2002
*filter
:INPUT ACCEPT [404:19766]
:FORWARD ACCEPT [0:0]
:OUTPUT ACCEPT [530:43376]
COMMIT
# Completed on Wed Apr 24 10:19:17 2002
# Generated by iptables-save v1.2.6a on Wed Apr 24 10:19:17 2002
*mangle
:PREROUTING ACCEPT [451:22060]
:INPUT ACCEPT [451:22060]
:FORWARD ACCEPT [0:0]
:OUTPUT ACCEPT [594:47151]
:POSTROUTING ACCEPT [594:47151]
COMMIT
# Completed on Wed Apr 24 10:19:17 2002
# Generated by iptables-save v1.2.6a on Wed Apr 24 10:19:17 2002
*nat
:PREROUTING ACCEPT [0:0]
:POSTROUTING ACCEPT [3:450]
:OUTPUT ACCEPT [3:450]
COMMIT
# Completed on Wed Apr 24 10:19:17 2002
Строки, начинающиеся с символа #, являются комментариями. Имена таблиц начинаются с символа * (звездочка), например: *mangle. После каждого имени таблицы следуют описания цепочек и правил. Описания цепочек записываются в формате :<chain-name> <chain-policy> [<packet-counter>:<byte-counter>], где <chain-name> – это название цепочки (например PREROUTING), <chain-policy> – политика по-умолчанию (например ACCEPT). Завершают описание цепочки значения счетчиков пакетов и байт, те самые счетчики, которые вы получите в результате выполнения команды iptables -L -v. Описание каждой таблицы завершает ключевое слово COMMIT, которое означает, что в этой точке набор правил для данной таблицы будет передан в пространство ядра.
iptables-save[-c] [-t table]
Первый аргумент -c(допустимо использовать более длинный вариант –counters) заставляет iptables-saveсохранить знчения счетчиков байт и пакетов. Это делает возможным рестарт брандмауэра без потери счетчиков, которые могут использоваться для подсчета статистики. По-умолчанию, при запуске без ключа -с, сохранение счетчиков не производится.
С помощью ключа -t(более длинный вариант –table) можно указать имя таблицы для сохранения. Если ключ -tне задан, то сохраняются все таблицы. Ниже приведен пример работы команды iptables-saveв случае, когда набор не содержит ни одного правила.
# Generated by iptables-save v1.2.6a on Wed Apr 24 10:19:17 2002
*filter
:INPUT ACCEPT [404:19766]
:FORWARD ACCEPT [0:0]
:OUTPUT ACCEPT [530:43376]
COMMIT
# Completed on Wed Apr 24 10:19:17 2002
# Generated by iptables-save v1.2.6a on Wed Apr 24 10:19:17 2002
*mangle
:PREROUTING ACCEPT [451:22060]
:INPUT ACCEPT [451:22060]
:FORWARD ACCEPT [0:0]
:OUTPUT ACCEPT [594:47151]
:POSTROUTING ACCEPT [594:47151]
COMMIT
# Completed on Wed Apr 24 10:19:17 2002
# Generated by iptables-save v1.2.6a on Wed Apr 24 10:19:17 2002
*nat
:PREROUTING ACCEPT [0:0]
:POSTROUTING ACCEPT [3:450]
:OUTPUT ACCEPT [3:450]
COMMIT
# Completed on Wed Apr 24 10:19:17 2002
Строки, начинающиеся с символа #, являются комментариями. Имена таблиц начинаются с символа * (звездочка), например: *mangle. После каждого имени таблицы следуют описания цепочек и правил. Описания цепочек записываются в формате :<chain-name> <chain-policy> [<packet-counter>:<byte-counter>], где <chain-name> – это название цепочки (например PREROUTING), <chain-policy> – политика по-умолчанию (например ACCEPT). Завершают описание цепочки значения счетчиков пакетов и байт, те самые счетчики, которые вы получите в результате выполнения команды iptables -L -v. Описание каждой таблицы завершает ключевое слово COMMIT, которое означает, что в этой точке набор правил для данной таблицы будет передан в пространство ядра.