1.1 TCP SYN拒絕服務攻擊

一般情況下，一個TCP連接的建立需要經過三次握手的過程，即：

1、 建立發起者向目標計算機發送一個TCP SYN報文；

2、目標計算機收到這個SYN報文後，在內存中創建TCP連接控制塊（TCB），然後向發起者回送一個TCP ACK報文，等待發起者的回應；

3、 發起者收到TCP ACK報文後，再回應一個ACK報文，這樣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TCP SYN拒絕服務攻擊：

1、 攻擊者向目標計算機發送一個TCP SYN報文；

2、目標計算機收到這個報文後，建立TCP連接控制結構（TCB），並回應一個ACK，等待發起者的回應；

3、而發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於等待狀態。

可以看出，目標計算機如果接收到大量的TCP SYN報文，而沒有收到發起者的第三次ACK回應，會一直等待，處於這樣尷尬狀態的半連接如果很多，則會把目標計算機的資源（TCB控制結構，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。

1.2 ICMP洪水

正常情況下，為了對網絡進行診斷，一些診斷程序，比如PING等，會發出ICMP響應請求報文（ICMP ECHO），接收計算機接收到ICMP ECHO後，會回應一個ICMP ECHO 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送大量的ICMP ECHO報文（產生ICMP洪水），則目標計算機會忙於處理這些ECHO報文，而無法繼續處理其它的網絡數據報文，這也是一種拒絕服務攻擊（DOS）。

1.3 UDP洪水

原理與ICMP洪水類似，攻擊者通過發送大量的UDP報文給目標計算機，導致目標計算機忙於處理這些UDP報文而無法繼續處理正常的報文。

1.4 端口掃描

根據TCP協議規範，當一臺計算機收到一個TCP連接建立請求報文（TCP SYN）的時候，做這樣的處理：

1、 如果請求的TCP端口是開放的，則回應一個TCP ACK報文，並建立TCP連接控制結構（TCB）；

2、 如果請求的TCP端口沒有開放，則回應一個TCP RST（TCP頭部中的RST標誌設為1）報文，告訴發起計算機，該端口沒有開放。

相應地，如果IP協議棧收到一個UDP報文，做如下處理：

1、如果該報文的目標端口開放，則把該UDP報文送上層協議（UDP）處理，不回應任何報文（上層協議根據處理結果而回應的報文例外）；

2、如果該報文的目標端口沒有開放，則向發起者回應一個ICMP不可達報文，告訴發起者計算機該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：

1、發出端口號從0開始依次遞增的TCP SYN或UDP報文（端口號是一個16比特的數字，這樣最大為65535，數量很有限）；

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不可達報文，則說明這個端口沒有開放；

3、相反，如果收到了針對這個TCP SYN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（因為有的實現中可能不回應ICMP不可達報文，即使該UDP端口沒有開放）。

這樣繼續下去，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，然後針對端口的具體數字，進行下一步攻擊，這就是所謂的端口掃描攻擊。

1.5 分片IP報文攻擊

為了傳送一個大的IP報文，IP協議棧需要根據鏈路接口的MTU對該IP報文進行分片，通過填充適當的IP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，然後一直等待後續的分片報文，這個過程會消耗掉一部分內存，以及一些IP協議棧的數據結構。如果攻擊者給目標計算機只發送一片分片報文，而不發送所有的分片報文，這樣攻擊者計算機便會一直等待（直到一個內部計時器到時），如果攻擊者發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。

1.6 SYN比特和FIN比特同時設置

在TCP報文的報頭中，有幾個標誌字段：

1、 SYN：連接建立標誌，TCP SYN報文就是把這個標誌設置為1，來請求建立連接；

2、 ACK：回應標誌，在一個TCP連接中，除了第一個報文（TCP SYN）外，所有報文都設置該字段，作為對上一個報文的相應；

3、 FIN： 結束標誌，當一臺計算機接收到一個設置了FIN標誌的TCP報文後，會拆除這個TCP連接；

4、 RST：復位標誌，當IP協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標誌設置的報文；

5、 PSH：通知協議棧盡快把TCP數據提交給上層程序處理。

正常情況下，SYN標誌（連接請求標誌）和FIN標誌（連接拆除標誌）是不能同時出現在一個TCP報文中的。而且RFC也沒有規定IP協議棧如何處理這樣的畸形報文，因此，各個操作系統的協議棧在收到這樣的報文後的處理方式也不同，攻擊者就可以利用這個特征，通過發送SYN和FIN同時設置的報文，來判斷操作系統的類型，然後針對該操作系統，進行進一步的攻擊。

1.7 沒有設置任何標誌的TCP報文攻擊

正常情況下，任何TCP報文都會設置SYN，FIN，ACK，RST，PSH五個標誌中的至少一個標誌，第一個TCP報文（TCP連接請求報文）設置SYN標誌，後續報文都設置ACK標誌。有的協議棧基於這樣的假設，沒有針對不設置任何標誌的TCP報文的處理過程，因此，這樣的協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。

1.8 設置了FIN標誌卻沒有設置ACK標誌的TCP報文攻擊

正常情況下，ACK標誌在除了第一個報文（SYN報文）外，所有的報文都設置，包括TCP連接拆除報文（FIN標誌設置的報文）。但有的攻擊者卻可能向目標計算機發送設置了FIN標誌卻沒有設置ACK標誌的TCP報文，這樣可能導致目標計算機崩潰。

1.9 死亡之PING

TCP/IP規範要求IP報文的長度在一定範圍內（比如，0－64K），但有的攻擊計算機可能向目標計算機發出大於64K長度的PING報文，導致目標計算機IP協議棧崩潰。

1.10 地址猜測攻擊

跟端口掃描攻擊類似，攻擊者通過發送目標地址變化的大量的ICMP ECHO報文，來判斷目標計算機是否存在。如果收到了對應的ECMP ECHO REPLY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。

　1.11 淚滴攻擊

對於一些大的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字節的IP包，在MTU為1500的鏈路上傳輸的時候，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誌（MF），如果MF標誌設置為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，把偏移字段設置成不正確的值，即可能出現重合或斷開的情況，就可能導致目標操作系統崩潰。比如，把上述偏移設置為0，1300，3000。這就是所謂的淚滴攻擊。

1.12 帶源路由選項的IP報文

為了實現一些附加功能，IP協議規範在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據，以指明中間設備（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，是指導中間設備（路由器）如何轉發該數據報文的，即明確指明了報文的傳輸路徑。比如，讓一個IP報文明確的經過三臺路由器R1，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報文就會依次經過R1，R2，R3。而且這些帶源路由選項的IP報文在傳輸的過程中，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，而蒙混進入網絡。

1.13 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，每經過一臺路由器，該路由器便把自己的接口地址填在選項字段裏面。這樣這些報文在到達目的地的時候，選項數據裏面便記錄了該報文經過的整個路徑。

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。

1.14 未知協議字段的IP報文

在IP報文頭中，有一個協議字段，這個字段指明了該IP報文承載了何種協議，比如，如果該字段值為1，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，已經分配的該字段的值都是小於100的，因此，一個帶大於100的協議字段的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的協議棧進行破壞。

1.15 IP地址欺騙

一般情況下，路由器在轉發報文的時候，只根據報文的目的地址查路由表，而不管報文的源地址是什麽，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後，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SQL Server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SQL Server解析服務的服務器發送一個解析服務的UDP報文，該報文的源地址填寫為另外一臺運行SQL Server解析程序（SQL Server 2000以後版本）的服務器，這樣由於SQL Server 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絡癱瘓。

　1.16 WinNuke攻擊

NetBIOS作為一種基本的網絡資源訪問接口，廣泛的應用於文件共享，打印共享，進程間通信（IPC），以及不同操作系統之間的數據交換。一般情況下，NetBIOS是運行在LLC2鏈路協議之上的，是一種基於組播的網絡訪問接口。為了在TCP/IP協議棧上實現NetBIOS，RFC規定了一系列交互標準，以及幾個常用的TCP/UDP端口：

139：NetBIOS會話服務的TCP端口；

137：NetBIOS名字服務的UDP端口；

136：NetBIOS數據報服務的UDP端口。

WINDOWS操作系統的早期版本（WIN95/98/NT）的網絡服務（文件共享等）都是建立在NetBIOS之上的，因此，這些操作系統都開放了139端口（最新版本的WINDOWS 2000/XP/2003等，為了兼容，也實現了NetBIOS over TCP/IP功能，開放了139端口）。

WinNuke攻擊就是利用了WINDOWS操作系統的一個漏洞，向這個139端口發送一些攜帶TCP帶外（OOB）數據報文，但這些攻擊報文與正常攜帶OOB數據報文不同的是，其指針字段與數據的實際位置不符，即存在重合，這樣WINDOWS操作系統在處理這些數據的時候，就會崩潰。

　1.17 Land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送一個TCP SYN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TCP SYN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報文後，就會向該報文的源地址發送一個ACK報文，並建立一個TCP連接控制結構（TCB），而該報文的源地址就是自己，因此，這個ACK報文就發給了自己。這樣如果攻擊者發送了足夠多的SYN報文，則目標計算機的TCB可能會耗盡，最終不能正常服務。這也是一種DOS攻擊。

1.18 Script/ActiveX攻擊

Script是一種可執行的腳本，它一般由一些腳本語言寫成，比如常見的JAVA SCRIPT，VB SCRIPT等。這些腳本在執行的時候，需要一個專門的解釋器來翻譯，翻譯成計算機指令後，在本地計算機上運行。這種腳本的好處是，可以通過少量的程序寫作，而完成大量的功能。

這種SCRIPT的一個重要應用就是嵌入在WEB頁面裏面，執行一些靜態WEB頁面標記語言（HTML）無法完成的功能，比如本地計算，數據庫查詢和修改，以及系統信息的提取等。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。如果攻擊者寫一些對系統有破壞的SCRIPT，然後嵌入在WEB頁面中，一旦這些頁面被下載到本地，計算機當前用戶的權限執行這些腳本，這樣，當前用戶所具有的任何權限，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操作系統的基礎結構。可以簡單的理解，這些控件對象是由方法和屬性構成的，方法即一些操作，而屬性則是一些特定的數據。這種控件對象可以被應用程序加載，然後訪問其中的方法或屬性，以完成一些特定的功能。可以說，COM提供了一種二進制的兼容模型（所謂二進制兼容，指的是程序模塊與調用的編譯環境，甚至操作系統沒有關系）。但需要註意的是，這種對象控件不能自己執行，因為它沒有自己的進程空間，而只能由其它進程加載，並調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，類似與操作系統的可加載模塊，比如DLL庫。

ActiveX控件可以嵌入在WEB頁面裏面，當瀏覽器下載這些頁面到本地後，相應地也下載了嵌入在其中的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並調用），因此，當前用戶的權限有多大，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，然後嵌入在WEB頁面中，被一個瀏覽用戶下載後執行，其破壞作用是非常大的。這便是所謂的ActiveX攻擊。

1.19 Smurf攻擊

ICMP ECHO請求包用來對網絡進行診斷，當一臺計算機接收到這樣一個報文後，會向報文的源地址回應一個ICMP ECHO REPLY。一般情況下，計算機是不檢查該ECHO請求的源地址的，因此，如果一個惡意的攻擊者把ECHO的源地址設置為一個廣播地址，這樣計算機在恢復REPLY的時候，就會以廣播地址為目的地址，這樣本地網絡上所有的計算機都必須處理這些廣播報文。如果攻擊者發送的ECHO 請求報文足夠多，產生的REPLY廣播報文就可能把整個網絡淹沒。這就是所謂的smurf攻擊。

除了把ECHO報文的源地址設置為廣播地址外，攻擊者還可能把源地址設置為一個子網廣播地址，這樣，該子網所在的計算機就可能受影響。

　1.20 虛擬終端（VTY）耗盡攻擊

這是一種針對網絡設備的攻擊，比如路由器，交換機等。這些網絡設備為了便於遠程管理，一般設置了一些TELNET用戶界面，即用戶可以通過TELNET到該設備上，對這些設備進行管理。

一般情況下，這些設備的TELNET用戶界面個數是有限制的，比如，5個或10個等。這樣，如果一個攻擊者同時同一臺網絡設備建立了5個或10個TELNET連接，這些設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備進行遠程管理，則會因為TELNET連接資源被占用而失敗。

1.21 路由協議攻擊

網絡設備之間為了交換路由信息，常常運行一些動態的路由協議，這些路由協議可以完成諸如路由表的建立，路由信息的分發等功能。常見的路由協議有RIP，OSPF，IS-IS，BGP等。這些路由協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議的這些權限，對網絡進行攻擊，可能造成網絡設備路由表紊亂（這足可以導致網絡中斷），網絡設備資源大量消耗，甚至導致網絡設備癱瘓。

下面列舉一些常見路由協議的攻擊方式及原理：

1.21.1 針對RIP協議的攻擊

RIP，即路由信息協議，是通過周期性（一般情況下為30S）的路由更新報文來維護路由表的，一臺運行RIP路由協議的路由器，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，並與自己的路由表作出比較，如果該路由器認為這些路由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。

這樣如果一個攻擊者向一臺運行RIP協議的路由器發送了人為構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，從而導致網絡中斷。

如果運行RIP路由協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。

1.21.2 針對OSPF路由協議的攻擊

OSPF，即開放最短路徑優先，是一種應用廣泛的鏈路狀態路由協議。該路由協議基於鏈路狀態算法，具有收斂速度快，平穩，杜絕環路等優點，十分適合大型的計算機網絡使用。OSPF路由協議通過建立鄰接關系，來交換路由器的本地鏈路信息，然後形成一個整網的鏈路狀態數據庫，針對該數據庫，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絡中的一臺路由器建立鄰接關系，並向攻擊路由器輸入大量的鏈路狀態廣播（LSA，組成鏈路狀態數據庫的數據單元），就會引導路由器形成錯誤的網絡拓撲結構，從而導致整個網絡的路由表紊亂，導致整個網絡癱瘓。

當前版本的WINDOWS 操作系統（WIN 2K/XP等）都實現了OSPF路由協議功能，因此一個攻擊者可以很容易的利用這些操作系統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。

1.21.3 針對IS-IS路由協議的攻擊

IS-IS路由協議，即中間系統到中間系統，是ISO提出來對ISO的CLNS網絡服務進行路由的一種協議，這種協議也是基於鏈路狀態的，原理與OSPF類似。IS-IS路由協議經過擴展，可以運行在IP網絡中，對IP報文進行選路。這種路由協議也是通過建立鄰居關系，收集路由器本地鏈路狀態的手段來完成鏈路狀態數據庫同步的。該協議的鄰居關系建立比OSPF簡單，而且也省略了OSPF特有的一些特性，使該協議簡單明了，伸縮性更強。

對該協議的攻擊與OSPF類似，通過一種模擬軟件與運行該協議的路由器建立鄰居關系，然後傳頌給攻擊路由器大量的鏈路狀態數據單元（LSP），可以導致整個網絡路由器的鏈路狀態數據庫不一致（因為整個網絡中所有路由器的鏈路狀態數據庫都需要同步到相同的狀態），從而導致路由表與實際情況不符，致使網絡中斷。

與OSPF類似，如果運行該路由協議的路由器啟用了IS-IS協議單元（PDU）HMAC驗證功能，則可以從很大程度上避免這種攻擊。

1.22 針對設備轉發表的攻擊

為了合理有限的轉發數據，網絡設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，快速轉發表，以及一些基於更多報文頭字段的表格，比如多層交換表，流項目表等。這些表結構都存儲在設備本地的內存中，或者芯片的片上內存中，數量有限。如果一個攻擊者通過發送合適的數據報，促使設備建立大量的此類表格，就會使設備的存儲結構消耗盡，從而不能正常的轉發數據或崩潰。

下面針對幾種常見的表項，介紹其攻擊原理：

1.22.1 針對MAC地址表的攻擊

MAC地址表一般存在於以太網交換機上，以太網通過分析接收到的數據幀的目的MAC地址，來查本地的MAC地址表，然後作出合適的轉發決定。

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據幀後，有一個學習的過程，該過程是這樣的：

a) 提取數據幀的源MAC地址和接收到該數據幀的端口號；

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據幀的端口不符，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送大量源MAC地址不同的數據幀，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學習正確的MAC表項，結果是可能產生大量的網絡冗余數據，甚至可能使交換機崩潰。

而構造一些源MAC地址不同的數據幀，是非常容易的事情。

　1.22.2 針對ARP表的攻擊

ARP表是IP地址和MAC地址的映射關系表，任何實現了IP協議棧的設備，一般情況下都通過該表維護IP地址和MAC地址的對應關系，這是為了避免ARP解析而造成的廣播數據報文對網絡造成沖擊。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ARP請求，通過ARP協議建立（前提是這兩臺計算機位於同一個IP子網上）；

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IP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，向同一臺設備，比如三層交換機發送大量的ARP請求，則被攻擊設備可能會因為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ARP協議，如果一臺計算機接收到了一個ARP請求報文，在滿足下列兩個條件的情況下，該計算機會用ARP請求報文中的源IP地址和源MAC地址更新自己的ARP緩存：

1、 如果發起該ARP請求的IP地址在自己本地的ARP緩存中；

2、 請求的目標IP地址不是自己的。

可以舉一個例子說明這個過程，假設有三臺計算機A，B，C，其中B已經正確建立了A和C計算機的ARP表項。假設A是攻擊者，此時，A發出一個ARP請求報文，該請求報文這樣構造：

1、 源IP地址是C的IP地址，源MAC地址是A的MAC地址；

2、 請求的目標IP地址是A的IP地址。

這樣計算機B在收到這個ARP請求報文後（ARP請求是廣播報文，網絡上所有設備都能收到），發現B的ARP表項已經在自己的緩存中，但MAC地址與收到的請求的源MAC地址不符，於是根據ARP協議，使用ARP請求的源MAC地址（即A的MAC地址）更新自己的ARP表。

這樣B的ARP混存中就存在這樣的錯誤ARP表項：C的IP地址跟A的MAC地址對應。這樣的結果是，B發給C的數據都被計算機A接收到。

1.22.3 針對流項目表的攻擊

有的網絡設備為了加快轉發效率，建立了所謂的流緩存。所謂流，可以理解為一臺計算機的一個進程到另外一臺計算機的一個進程之間的數據流。如果表現在TCP/IP協議上，則是由（源IP地址，目的IP地址，協議號，源端口號，目的端口號）五元組共同確定的所有數據報文。

一個流緩存表一般由該五元組為索引，每當設備接收到一個IP報文後，會首先分析IP報頭，把對應的五元組數據提取出來，進行一個HASH運算，然後根據運算結果查詢流緩存，如果查找成功，則根據查找的結果進行處理，如果查找失敗，則新建一個流緩存項，查路由表，根據路由表查詢結果填完整這個流緩存，然後對數據報文進行轉發（具體轉發是在流項目創建前還是創建後並不重要）。

可以看出，如果一個攻擊者發出大量的源IP地址或者目的IP地址變化的數據報文，就可能導致設備創建大量的流項目，因為不同的源IP地址和不同的目標IP地址對應不同的流。這樣可能導致流緩存溢出。

成為“黑客”前，必學的幾種網絡攻擊原理