一个动态ACL的案例：
所在的单位有一台路由器将两个以太网段连到了internet上，路由器是通过串行端口0连
到internet上的，而以太网分别通过端口E 0和E 1连到路由器上。假设我们希望允许任
何用户都能通过I P访问1 9 8 . 7 8 . 4 6 . 1 2服务器，并允许2 0 5 . 1 3 1 . 1
7 5 . 0网络上的用户通过We b浏览（h t t p）和F T P访问I n t e r n e t。
useranme test password cisco
!
int serial 0
ip add 175.10.1.1 255.255.255.0
ip access-group 100 in
!
access-list 100 permit tcp any host 175.10.1.1 eq telnet
access-list 100 permit udp any eq 53 205.131.175.0 0.0.0.255 gt 1023
established
access-list 100 permit tcp any eq 21 205.131.175.0 0.0.0.255 gt 1023
established
access-list 100 permit tcp any eq 20 205.131.175.0 0.0.0.255 gt 1023
access-list 100 dynamic test timeout 180 permit ip any host 198.76.46.12 log
!
logging buffered 64000
!
line vty 0 2
login local
autocommand access-enable host timeout 10
line vty 3 4
login local
rotary 1
首先，我们注意到访问表被应用到了串行端口上。将扩展访问表应用到离过滤源最近的
地方，这是一种很好的方法。在本例中，我们的目的是要过滤I n t e r n e t上的主机
，所以串行端口是路由器上离被过滤主机最近的端口。访问表应用的方向是向内的，因
为从路由器的角度看来， I n t e r n e t来的报文是流向路由器的。如果我们将访问
表应用成向外的访问，则过滤的报文将是离开串行接口而通往I n t e r n e t的报文，
而这并非我们所希望的。另外，我们还建立了一个用户名“ t e s t”，它可以用来访
问路由器。在实际应用中，我们应该为每个用户建立一对用
户名和口令。现在，让我们再分析访问表的每一个表项。
第一个表项允许从任何源I P地址来的报文到达主机1 7 5 . 1 0 . 1 . 1，如果其目标
端口为t e l n e t（2 3）的话。这样，我们实际上允许了向内的t e l n e t连接到路
由器的串行接口。我们可以允许向内的t e l n e t，连接到路由器的其他I P地址，但
只允许向内访问路由器的串行接口是一种最佳的选择。
第二个表项允许从任何源I P地址来的报文，如果其源端口是域名系统（ domain
namesystem, DNS）（UDP 53），且目标网络位于2 0 5 . 1 3 1 . 1 7 5 . 0 / 2 4，
目的端口大于1 0 2 3的话。这将允许D N S应答到达2 0 5 . 1 3 1 . 1 7 5 . 0 / 2
4网络。所有有效D N S请求的源端口应该为1 0 2 4或更大，因此有效D N S的应答就应
发送到此1 0 2 4或更高的端口。如果我们不指定目的端口大于1 0 2 3，则攻击者可以
从源端口5 3发送U D P报文到达我们的网络，从而导致对内部服务器的拒绝服务（denia
l-of-service, DOS）攻击。大量的服务器端口都处于小于1 0 2 4的保留区间内，所以
我们应阻塞目的端口小于1 0 2 4的报文，以关闭潜在的安全漏洞。
第三和第四个表项允许具有如下特征的报文进入：源端口为W W W（TCP 80 ）或F T P（
TCP 21），目标位于2 0 5 . 1 3 1 . 1 7 5 . 0 / 2 4网络，目标端口大于1 0 2 3，
且T C P头中设置了A C K和R S T位。这两个表项允许由内部主机发起的W W W和F T P会
话的返回报文。指定源端口和目的端口的原因与第二个表项相同。使用e s t a b l i
s h e d意味着只有设置了应答位（ A C K）和复位位（R S T）的报文才能够匹配并允
许通过访问表项。只有那些已经建立了T C P会话的报文才会设置这些位，这样增加了访
问表的安全层次。值得注意的是，攻击者很容易在向内的报文中手工设置这些位，所以
这种检测是十分简单的。但是，如果内部网络采用正确的T C P / I P协议栈，
它们就会忽略这些带A C K和R S T位的向内报文，因为它们不是主机上合法的T C P会话
的一部分，这就是为什么e s t a b l i s h e d关键字仍然十分重要的原因。注意，这
种检验对U D P报文是无用的，这就是为什么在第二个访问表项中没有该关键字的原因。
第五个表项允许那些从源端口为2 0的任何主机向内报文到达网络2 0 5 . 1 3 1 . 1
7 5 . 0 / 2 4的主机，
如果其目的端口大于1 0 2 3的话，允许了那些由内部主机发起的F T P部分数据的报文
连接到内部主机。F T P协议实现的标准实现需要F T P服务器发回一个到源F T P客户机
连接。该连接的初始报文没有设置A C K或R S T位，所以我们在表项中不能使用e s t
a b l i s h e d关键字。有一种版本的F T P称为被动模式（ passive mode）的F T P
，或称为PA S C，它不需要服务器发起一个向源F T P客户机的连接。在这种模式的F
T P中，客户机需要发起到F T P服务器非2 0端口的另一个连接。该端口是大于1 0 2 3
的一种随机选择。我们允许所有大于1023 TCP端口的报文通过，是因为我们不能进一步
确定F T P服务器会选择哪一个端口（被动模式F T P服务器的数据端口不为2 0，这与普
通模式F T P是不同的）。尽管我们不能让该表项如我们所希望的那样确切， e s t a
b l i s h e d关键字仍能使该表项比允许外部发起向内部网络的会话要安全一些。
第六个表项（也是最后一个表项）为动态访问表项，它允许来自被认证主机的报文到达
服务器1 9 8 . 7 8 . 4 6 . 1 2。我们定义的绝对超时时间为3小时（ 1 8 0分钟），
并对该表项进行了日志记录（我们还开启了路由器缓冲区的日志）。通过将匹配动态表
项的报文进行记录，我们可以跟踪用户的行为，并建立一个普通的基线。这样，我们可
以发现不正常的行为，并由此判断这是否是由攻击者产生的。我们还将动态访问表项的
空闲时间设置成了1 0分钟，这是在v t y线配置中通过a u t o c o m m a n d设置的。
最好是将这两个值都设上，这样我们能减少动态表项处于
活跃状态的时间，因此也减少了攻击者冲破动态表项的可能性。
空闲计时器在每有一个报文匹配动态访问表项时进行复位。而绝对计时器是不复位的。
即使一个会话仍然处于活跃状态，如果绝对超时达到，动态表项就会被删除，从而用户
需要再经过一个认证过程。如果他们有经过路由器的活跃会话，这些会话将被终止。正
因如此，我们建议将绝对超时设置得相对大一些，一般为一个小时或更长一些的时间。
但我们应该将空闲时间设置得小一些，一般为1 0分钟或更短的时间。我们认为，不应将
空闲时间的设置大于3 0钟。
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