SYN Cookie的原理和实现

SYN Flood

下面这段介绍引用自[1].
SYN Flood是一种非常危险而常见的Dos攻击方式。到目前为止，能够有效防范SYN Flood攻击的手段并不多，
SYN Cookie就是其中最著名的一种。

SYN Flood攻击是一种典型的拒绝服务(Denial of Service)攻击。所谓的拒绝服务攻击就是通过进行攻击，使受害主机或
网络不能提供良好的服务，从而间接达到攻击的目的。
SYN Flood攻击利用的是IPv4中TCP协议的三次握手(Three-Way Handshake)过程进行的攻击。
TCP服务器收到TCP SYN request包时，在发送TCP SYN + ACK包回客户机前，TCP服务器要先分配好一个数据区专门
服务于这个即将形成的TCP连接。一般把收到SYN包而还未收到ACK包时的连接状态称为半打开连接(Half-open Connection)。
在最常见的SYN Flood攻击中，攻击者在短时间内发送大量的TCP SYN包给受害者。受害者(服务器)为每个TCP SYN包分配
一个特定的数据区，只要这些SYN包具有不同的源地址(攻击者很容易伪造)。这将给TCP服务器造成很大的系统负担，最终
导致系统不能正常工作。

SYN Cookie

SYN Cookie原理由D.J. Bernstain和Eric Schenk提出。
SYN Cookie是对TCP服务器端的三次握手做一些修改，专门用来防范SYN Flood攻击的一种手段。它的原理是，在TCP服务器
接收到TCP SYN包并返回TCP SYN + ACK包时，不分配一个专门的数据区，而是根据这个SYN包计算出一个cookie值。这个
cookie作为将要返回的SYN ACK包的初始序列号。当客户端返回一个ACK包时，根据包头信息计算cookie，与返回的确认序列
号(初始序列号 + 1)进行对比，如果相同，则是一个正常连接，然后，分配资源，建立连接。

实现的关键在于cookie的计算，cookie的计算应该包含本次连接的状态信息，使攻击者不能伪造。
cookie的计算：
服务器收到一个SYN包，计算一个消息摘要mac。
mac = MAC(A, k);
MAC是密码学中的一个消息认证码函数，也就是满足某种安全性质的带密钥的hash函数，它能够提供cookie计算中需要的安全性。
在Linux实现中，MAC函数为SHA1。
A = SOURCE_IP || SOURCE_PORT || DST_IP || DST_PORT || t || MSSIND
k为服务器独有的密钥，实际上是一组随机数。
t为系统启动时间，每60秒加1。
MSSIND为MSS对应的索引。

实现

（1）启用条件
判断是否使用SYN Cookie。如果SYN Cookie功能有编译进内核(CONFIG_SYN_COOKIE)，且选项
tcp_syncookies不为0，那么可使用SYN Cookie。同时设置SYN Flood标志(listen_opt->synflood_warned)。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* Return true if a syncookie should be sent. */
bool tcp_syn_flood_action(struct sock *sk, const struct sk_buff *skb, const char *proto)
{
const char *msg = “Dropping request”;
bool want_cookie = false;
struct listen_sock *lopt;

ifdef CONFIG_SYN_COOKIE

if (sysctl_tcp_syncookies) { /* 如果允许使用SYN Cookie */      msg = "Sending cookies";      want_cookie = true;      NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_TCPREQQFULLDOCOOKIES);  } else  

endif

    NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_TCPREQQFULLDROP);  lopt = inet_csk(sk)->icsk_accept_queue.listen_opt; /* 半连接队列 */  if (! lopt->synflood_warned) {      lopt->synflood_warned = 1; /* 设置SYN Flood标志 */      pr_info("%s: Possible SYN flooding on port %d. %s.  Check SNMP counters.\n",                     proto, ntohs(tcp_hdr(skb)->dest), msg);  }  return want_cookie;  

}

（2）生成cookie
计算SYN Cookie的值。
函数调用路径：
tcp_v4_conn_request
|–> cookie_v4_init_sequence
|–> secure_tcp_syn_cookie
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* Generate a syncookie. mssp points to the mss, which is returned rounded down to the
* value encoded in the cookie.
*/

__u32 cookie_v4_init_sequence(struct sock *sk, struct sk_buff *skb, __u16 *mssp)
{
const struct iphdr *iph = ip_hdr(skb);
const struct tcphdr *th = tcp_hdr(skb);
int mssind; /* mss index */
const __u16 mss = *mssp;

tcp_synq_overflow(sk); /* 记录半连接队列溢出的最近时间 */  for (mssind = ARRAY_SIZE(msstab) - 1; mssind; mssind--)      if (mss >= msstab[mssind])          break;  *mssp = msstab[mssind];  NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_SYNCOOKIESSENT);  return secure_tcp_syn_cookie(iph->saddr, iph->daddr, th->source, th->dest, ntohl(th->seq),                    jiffies / (HZ * 60), mssind); /* 计算SYN Cookie的具体值 */  

}
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* syncookie: remember time of last synqueue overflow */
static inline void tcp_synq_overflow(struct sock *sk)
{
tcp_sk(sk)->rx_opt.ts_recent_stamp = jiffies;
}

/*
* MSS Values are taken from the 2009 paper
* ‘Measuring TCP Maximum Segment Size’ by S. Alcock and R. Nelson:
* - values 1440 to 1460 accounted for 80% of observed mss values
* - values outside the 536-1460 range are rare (<0.2%).
*
* Table must be sorted.
*/
static __u16 const msstab[] = {
64,
512,
536,
1024,
1440,
1460,
4312,
8960,
};
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
static __u32 secure_tcp_syn_cookie(__be32 saddr, __be32 daddr, __be16 sport, __be16 dport,
__u32 sseq, __u32 count, __u32 data)
{
/* Compute the secure sequence number.
* The output should be:
* HASH(sec1, saddr, sport, daddr, dport, sec1) + sseq + (count * 2^24) +
* (HASH(sec2, saddr, sport, daddr, dport, count, sec2) % 2^24).
* Where sseq is their sequence number and count increases every minute by 1.
* As an extra hack, we add a small “data” value that encodes the MSS into the second hash value.
*/
return (cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) + sseq + (count << COOKIEBITS) +
((cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, count, 1) + data) & COOKIEMASK));

}

define COOKIEBITS 24 /* Upper bits store count */

define COOKIEMASK (((__u32) 1 << COOKIEBITS) - 1)

define SHA_DIGEST_WORDS 5

define SHA_WORKSPACE_WORDS 16

服务器的密钥、SHA1计算。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
__u32 syncookie_secret[2] [16 - 4 + SHA_DIGEST_WORDS];

static __init int init_syncookies(void)
{
get_random_bytes(syncookie_secret, sizeof(syncookie_secret));
return 0;
}

static DEFINE_PER_CPU(__u32 [16 + 5 + SHA_WORKSPACE_WORDS], ipv4_cookie_scratch);

static u32 cookie_hash(__be32 saddr, _be32 daddr, __be16 sport, __be16 dport, u32 count, int c)
{
__u32 *tmp = __get_cpu_var(ipv4_cookie_scratch);

memcpy(tmp + 4, syncookie_secret[c], sizeof(syncookie_secret[c])); /* c取值为0、1 */  tmp[0] = (__force u32) saddr;  tmp[1] = (__force u32) daddr;  tmp[2] = ((__force u32) sport << 16) + (__force u32) dport;  tmp[3] = count;  sha_transform(tmp + 16, (__u8 *)tmp, tmp + 16 + 5); /* generate a 160-bit digest from 512-bit block */  return tmp[17];  

}
SHA1
安全哈希算法(Secure HASH Algorithm)主要适用于数字签名。
对于长度小于2^64位的消息，SHA1会产生一个160位的消息摘要。当接收到消息的时候，这个消息摘要可以用来
验证数据的完整性。在传输的过程中，数据可能会发生变化，那么这时候就会产生不同的消息摘要。
SHA1有如下特性：
1. 不可以从消息摘要中复原信息。
2. 两个不同的消息不会产生同样的消息摘要。
在Git中，也使用SHA1来标识每一次提交。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* sha_transform - single block SHA1 transform
* @digest: 160 bit digest to update
* @data: 512 bits of data to hash
* @array: 16 words of workspace (see note)
*
* This function generates a SHA1 digest for a single 512-bit block.
* /
void sha_transform(__u32 *digest, const char *data, __u32 *array) {}

（3）保存TCP选项信息
tcp_v4_send_synack
|–> tcp_make_synack
|–> cookie_init_timestamp
如果SYNACK段使用SYN Cookie，并且使用时间戳选项，则把TCP选项信息保存在SYNACK段中tsval的低6位。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* When syncookies are in effect and tcp timestamps are enabled we encode tcp options
* in the lower bits of the timestamp value that will be sent in the syn-ack.
* Since subsequent timestamps use the normal tcp_time_stamp value, we must make
* sure that the resulting initial timestamp is <= tcp_time_stamp.
*/
__u32 cookie_init_timestamp(struct request_sock *req)
{
struct inet_request_sock *ireq;
u32 ts, ts_now = tcp_time_stamp;
u32 options = 0;
ireq = inet_rsk(req);

options = ireq->wscale_ok ? ireq->snd_wscale : 0xf;  options |= ireq->sack_ok << 4;  options |= ireq->ecn_ok << 5;  ts = ts_now & ~TSMASK;  ts |= options;  if (ts > ts_now) {      ts >>= TSBITS;      ts--;      ts <<= TSBITS;      ts |= options;  }  return ts;  

}

define TSBITS 6

define TSMASK (((__u32) 1 << TSBITS) - 1)

（4）验证cookie
函数调用路径：
tcp_v4_hnd_req
|–> cookie_v4_check
|–> cookie_check
|–> check_tcp_syn_cookie

SYN Cookie的设计非常巧妙， 我们来看看它是怎么验证的。
首先，把ACK包的ack_seq - 1，得到原来计算的cookie。把ACK包的seq - 1，得到SYN段的seq。
cookie的计算公式为：
cookie = cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) + seq +
(t1 << 24) + (cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, t1, 1) + mssind) % 24;
t1为服务器发送SYN Cookie的时间，单位为分钟，保留在高12位。
mssind为MSS的索引(0 - 7)，保留在低24位。

现在可以反过来求t1：
t1 = (cookie - cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) - seq) >> 24; /* 高12位表示时间 */
t2为收到ACK的时间，t2 - t1 < 4分钟，才是合法的。也就是说ACK必须在4分钟内到达才行。

验证完时间后，还需验证mssind：
cookie -= (cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) - seq);
mssind = (cookie - cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, t1, 1)) % 24; /* 低24位 */
mssind < 8，才是合法的。

如果t1和mssind都是合法的，则认为此ACK是合法的，可以直接完成三次握手。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* Check if a ack sequence number is a valid syncookie.
* Return the decoded mss if it is, or 0 if not.
*/

static inline int cookie_check(struct sk_buff *skb, __u32 cookie)
{
const struct iphdr *iph = ip_hdr(skb);
const struct tcphdr *th = tcp_hdr(skb);
__u32 seq = ntohl(th->seq) - 1; /* SYN的序号 */

__u32 mssind = check_tcp_syn_cookie(cookie, iph->saddr, iph->daddr, th->source, th->dest,                        seq, jiffies / (HZ * 60), COUNTER_TRIES);  /* 如果不合法则返回0 */  return mssind < ARRAY_SIZE(msstab) ? msstab[mssind] : 0;  

}
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* 使用SYN Cookie时，ACK超过了这个时间到达，会被认为不合法。*/
/* This (misnamed) value is the age of syncookie which is permitted.
* Its ideal value should be dependent on TCP_TIMEOUT_INIT and sysctl_tcp_retries1.
* It’s a rather complicated formula (exponential backoff) to compute at runtime so it’s
* currently hardcoded here.
*/

define COUNTER_TRIES 4 /* 4分钟 */

static __u32 check_tcp_syn_cookie(__u32 cookie, __be32 saddr, __be32 daddr, __be16 sport,
__be16 dport, __u32 sseq, __u32 count, __u32 maxdiff)
{
__u32 diff;

/* Strip away the layers from the cookie, 剥去固定值的部分 */  cookie -= cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, 0, 0) + sseq;  /* Cookie is now reduced to (count * 2^24) + (hash % 2^24) */  diff = (count - (cookie >> COOKIEBITS)) & ((__u32) -1 >> COOKIEBITS); /* 高12位是时间，单位为分钟 */  if (diff >= maxdiff)      return (__u32)-1;  /* Leaving the data behind，返回的是原来的data，即mssind */  return (cookie - cookie_hash(saddr, daddr, sport, dport, count - diff, 1)) & COOKIEMASK;  

}

（5）建立连接
接收到ACK后，SYN Cookie的处理函数为cookie_v4_check()。
首先要验证cookie是否合法。
如果cookie是不合法的，返回监听sk，会导致之后发送一个RST给客户端。
如果cookie是合法的，则创建和初始化连接请求块。接着为新的连接创建和初始化一个新的传输控制块，
把它和连接请求块关联起来，最后把该连接请求块链入全连接队列中，等待accept()。

时间戳对SYN Cookie有着重要的意义，如果不支持时间戳选项，则通过SYN Cookie建立的连接就会
不支持大多数TCP选项。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
struct sock *cookie_v4_check(struct sock *sk, struct sk_buff *skb, struct ip_options *opt)
{
struct tcp_options_received tcp_opt;
const u8 *hash_location;
struct inet_request_sock *ireq;
struct tcp_request_sock *treq;
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
const struct tcphdr *th = tcp_hdr(skb);
__u32 cookie = ntohl(th->ack_seq) - 1;
struct sock *ret = sk;
struct request_sock *req;
int mss;
struct rtable *rt;
__u8 rcv_wscale;
bool ecn_ok = false;
struct flowi4 fl4;

if (! sysctl_tcp_syncookies || ! th->ack || th->rst)      goto out;  /* 验证cookie的合法性，必须同时符合：  * 1. 最近3s内有发生半连接队列溢出。  * 2. 通过cookie反算的t1和mssind是合法的。  */  if (tcp_synq_no_recent_overflow(sk) || (mss = cookie_check(skb, cookie)) == 0) {      NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_SYNCOOKIESFAILED);      goto out;  }  NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_SYNCOOKIESRECV);  /* check for timestamp cookie support */  memset(&tcp_opt, 0, sizeof(tcp_opt));  /* 全面解析TCP选项，并保存到tcp_opt中 */  tcp_parse_options(skb, &tcp_opt, &hash_location, 0, NULL);  /* 如果有使用时间戳选项，则从ACK的tsecr中提取选项信息 */  if (! cookie_check_timestamp(&tcp_opt, &ecn_ok))      goto out;  ret = NULL;  /* 从缓存块中分配一个request_sock实例，指定此实例的操作函数集为tcp_request_sock_ops */  req = inet_reqsk_alloc(&tcp_request_sock_ops);  if (! req)      goto out;  ireq = inet_rsk(req);  treq = tcp_rsk(req);  treq->rcv_isn = ntohl(th->seq) - 1; /* 客户端的初始序列号 */  treq->snt_isn = cookie; /* 本端的初始序列号 */  req->mss = mss; /* 客户端通告的MSS，通过解析cookie获得 */  ireq->loc_port = th->dest; /* 本端端口 */  ireq->rmt_port = th->source; /* 客户端端口 */  ireq->loc_addr = ip_hdr(skb)->daddr; /* 本端IP */  ireq->rmt_addr = ip_hdr(skb)->saddr; /* 客户端IP */  ireq->ecn_ok = ecn_ok; /* ECN选项，通过TS编码获得 */  ireq->snd_wscale = tcp_opt.snd_wscale; /* 客户端窗口扩大因子，通过TS编码获得 */  ireq->sack_ok = tcp_opt.sack_ok; /* SACK允许选项，通过TS编码获得 */  ireq->wscale_ok = tcp_opt.wscale_ok; /* 窗口扩大选项，通过TS编码获得 */  ireq->tstamp_ok = tcp_opt.saw_tstamp; /* 时间戳选项，通过观察ACK段有无携带时间戳 */  req->ts_recent = tcp_opt.saw_tstamp ? tcp_opt.rcv_tsval : 0; /* 本端下个发送段的时间戳回显值 */  treq->snt_synack = tcp_opt.saw_tstamp ? tcp_opt.rcv_tsecr : 0; /* 本端发送SYNACK段的时刻 */  /* We throwed the options of the initial SYN away, so we hope the ACK carries the same options  * again (see RFC1122 4.2.3.8)  * 通过ACK段，获取IP选项。  */  if (opt && opt->optlen) {      int opt_size = sizeof(struct ip_options_rcu) + opt->optlen;      ireq->opt = kmalloc(opt_size, GFP_ATOMIC);      if (ireq->opt != NULL && ip_options_echo(&ireq->opt->opt, skb)) {          kfree(ireq->opt);          ireq->opt = NULL;      }  }  /* SELinux相关 */  if (security_inet_conn_request(sk, skb, req)) {      reqsk_free(req);      goto out;  }  req->expires = 0UL; /* SYNACK的超时时间 */  req->retrans = 0; /* SYNACK的重传次数 */  /* We need to lookup the route here to get at the correct window size.  * We should better make sure that the window size hasn't changed since we  * received the original syn, but I see no easy way to do this.  * 查找路由缓存。  */  flowi4_init_output(&fl4, 0, sk->sk_mark, RT_CONN_FLAGS(sk), RT_SCOPE_UNIVERSE,      IPPROTO_TCP, inet_sk_flowi_flags(sk), (opt && opt->srr) ? opt->faddr : ireq->rmt_addr,      ireq->loc_addr, th->source, th->dest);  security_req_classify_flow(req, flowi4_to_flowi(&fl4));  rt = ip_route_output_key(sock_net(sk), &fl4);  if (IS_ERR(rt)) {      reqsk_free(req);      goto out;  }  /* Try to redo what tcp_v4_send_synack did. */  req->window_clamp = tp->window_clamp ? : dst_metric(&rt->dst, RTAX_WINDOW);  /* 获取接收窗口的初始值，窗口扩大因子和接收窗口的上限 */  tcp_select_initial_window(tcp_full_space(sk), req->mss, &req->rcv_wnd, &req->window_clamp,      ireq->wscale_ok, &rcv_wscale, dst_metric(&rt->dst, RTAX_INITRWND));  ireq->rcv_wscale = rcv_wscale;  /* 到了这里，三次握手基本完成。  * 接下来为新的连接创建和初始化一个传输控制块，并把它和连接请求块关联起来。  * 最后把该连接请求块移入全连接队列中，等待accept()。  */  ret = get_cookie_sock(sk, skb, req, &rt->dst);      /* ip_queue_xmit() depends on our flow being setup  * Normal sockets get it right from inet_csk_route_child_sock()  */  if (ret)      inet_sk(ret)->cork.fl.u.ip4 = fl4;  

out:
return ret;
}

/* RFC 1122 initial RTO value, now used as a fallback RTO for the initial data
* transmssion if no valid RTT sample has been accquired, most likely due to
* retrans in 3WHS.
*/

define TCP_TIMEOUT_FALLBACK ((unsigned) (3 * HZ))

/* syncookies: no recent synqueue overflow on this listening socket?
* 如果最近3s内没有发生半连接队列溢出，则为真。
*/
static inline bool tcp_synq_no_recent_overflow(const struct sock *sk)
{
unsigned long last_overflow = tcp_sk(sk)->rx_opt.ts_recent_stamp;
return time_after(jiffies, last_overflow + TCP_TIMEOUT_FALLBACK);
}

如果SYNACK段使用SYN Cookie，并且使用时间戳选项，则把TCP选项信息保存在SYNACK段中tsval的低6位。
所以，现在收到ACK后，可以从ACK段的tsecr中提取出这些选项。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
/* When syncookies are in effect and tcp timestamps are enabled we stored addtional tcp
* options in the timestamp.
* This extracts these options from the timestamp echo.
* The lowest 4 bits store snd_wscale.
* next 2 bits indicate SACK and ECN support.
* return false if we decode an option that should not be.
*/
bool cookie_check_timestamp(struct tcp_options_received *tcp_opt, bool *ecn_ok)
{
/* echoed timestamp, lowest bits contain options */
u32 options = tcp_opt->rcv_tsecr & TSMASK;

/* 如果ACK没有携带时间戳，则把tcp_opt中的tstamp_ok、sack_ok、wscale_ok  * snd_wscale和cookie_plus置零。  */  if (! tcp_opt->saw_tstamp) {      tcp_clear_options(tcp_opt);      return true;  }  if (! sysctl_tcp_timestamps)      return false;  tcp_opt->sack_ok = (options & (1 << 4)) ? TCP_SACK_SEEN : 0;  *ecn_ok = (options >> 5) & 1;  if (*ecn_ok && ! sysctl_tcp_ecn)      return false;  if (tcp_opt->sack_ok && ! sysctl_tcp_sack)      return false;  if ((options & 0xf) == 0xf)      return true; /* no window scaling. */  tcp_opt->wscale_ok = 1;  tcp_opt->snd_wscale = options & 0xf;  return sysctl_tcp_window_scaling != 0;  

}

为新的连接创建和初始化一个传输控制块，然后把完成三次握手的req和新sock关联起来，
并把该连接请求块移入全连接队列中。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
static inline struct sock *get_cookie_sock(struct sock *sk, struct sk_buff *skb,
struct request_sock *req, struct dst_entry *dst)
{
struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);
struct sock *child;

/* 为新的连接创建和初始化一个传输控制块。  * 对于TCP/IPv4，实例为ipv4_specific，调用tcp_v4_syn_recv_sock()  */  child = icsk->icsk_af_ops->syn_recv_sock(sk, skb, req, dst);  if (child)      /* 把完成三次握手的连接请求块，和新的sock关联起来，并把它移入全连接队列中。*/      inet_csk_reqsk_queue_add(sk, req, child);   else      reqsk_free(req);  return child;  

}

static inline void inet_csk_reqsk_queue_add(struct sock *sk, struct request_sock *req, struct sock *child)
{
reqsk_queue_add(&inet_csk(sk)->icsk_accept_queue, req, sk, child);
}

把完成三次握手的连接请求块，和新的sock关联起来，并把它移入全连接队列中，等待被accept()。
[java] view plaincopy在CODE上查看代码片派生到我的代码片
static inline void reqsk_queue_add(struct request_sock_queue *queue, struct request_sock *req,
struct sock *parent, struct sock *child)
{
req->sk = child; /* 连接请求块request_sock，关联了一个新sock */
sk_acceptq_added(parent); /* 监听sock的全连接队列中的连接请求个数加一 */

/* 全连接队列是一个FIFO队列，把req加入到队列尾部 */  if (queue->rskq_accept_head == NULL)      queue->rskq_accept_head = req;  else      queue->rskq_accept_tail->dl_next = req;  queue->rskq_accept_tail = req;  req->dl_next = NULL;  

}

static inline void sk_acceptq_added(struct sock *sk)
{
sk->sk_ack_backlog++;
}

评价

SYN Cookie技术由于在建立连接的过程中不需要在服务器端保存任何信息，实现了无状态的三次握手，从而有效的
防御了SYN Flood攻击。但是该方法也存在一些弱点。由于cookie的计算只涉及到包头部分信息，在建立连接的过程
中不在服务器端保存任何信息，所以失去了协议的许多功能，比如超时重传。此外，由于计算cookie有一定的运算量，
增加了连接建立的延迟时间，因此，SYN Cookie技术不能作为高性能服务器的防御手段。通常采用动态资源分配机制，
当分配了一定的资源后再采用cookie技术，Linux就是这样实现的。还有一个问题是，当我们避免了SYN Flood攻击的
同时，也提供了另一种拒绝服务攻击方式，攻击者发送大量的ACK报文，服务器忙于计算验证。尽管如此，在预防
SYN Flood供给方面，SYN Cookie技术仍然是有效的（引用自[1]）。

扩展

Linux内核中的SYN Cookie机制主要的功能是防止本机遭受SYN Flood攻击。
SYN Cookie Firewall利用SYN Cookie的原理，在内网和外网之间实现TCP三次握手过程的代理(proxy)。
一些SYN攻击的防火墙也是基于SYN Cookie，只是把这个功能移动到内核之外的代理服务器上。

Reference

[1]. https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-syncookie/