Protocolli di sicurezza

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1 Protocolli di sicurezza Fabio Martinelli (IIT-NR)

2 Outline Protocolli per confidenzialita ed autenticazione SSL Protocolli di scambio chiavi Diffie-Hellman,. Protocolli di autenticazione Needham-schroeder, Kerberos enni di analisi automatici di protocolli di sicurezza (se possibile) Esempio di analisi di OpenA

3 Transport Level Security Il focus e nella sicurezza Host-to-Host SSL (Secure Socket Layer) TLS (Transport Layer Security) Protocolli per connessioni Web sicure anali confidenziali Autenticazione lato server Autenticazione lato client (opzionale) Uso dei certificati X.509 a chiave pubblica

4 Sicurezza nello stack TP/IP

5 SSL e TLS SSL e stato creato da Netscape (SSL 2.0, SSL 3.0) TLS, la sua naturale estensione da un working group IETF TLS puo essere visto come SSLv3.1

6 Architettura SSL

7 SSL records

8 Protocollo Secure Socket Layer Garantisce la sicurezza delle comunicazioni su Internet Riservatezza dei dati ottenuta con cifratura simmetrica Autenticazione delle identità delle connessioni ottenuta tramite presentazione di certificati digitali hiave segreta scambiata con l applicazione di algoritmi di cifratura asimmetrici

9 Struttura SSL è un protocollo a due strati Si colloca logicamente fra strato di trasporto ed applicazioni Applicazioni Telnet Ftp Http SSL HandShake Protocol SSL Record Protocol Protocollo di trasporto TP / IP

10 SSL Handshake Protocol Scambio preliminare di informazioni tra le due parti comunicanti Versione del protocollo (v3 / v2) Set di algoritmi crittografici da utilizzare nella successiva fase di Record Scambio dei certificati digitali Generazione della chiave segreta

11 SSL Handshake Protocol iao! Voglio parlare con te. omprendo DES, R4, IDEA, etc. iao, mi piace DES. Questo e il mio certificato, controlla la validita. LIENT Ok ho generato una chiave DES e la mando cifrata con la tua chiave pubblica. (Il Server decifra il messaggio ed ottiene la chiave DES ) Ok, iniziamo a scambiare messaggi. SERVER anale cifrato con la chiave DES...

12 Piu precisamente, S : nome,ver, rypto_set S : Ver S, rypto_set S, {nome S, Pk(S)} Pr(A) S : {shared_secret c } Pk(S) osa garantisce?

13 osa non garantisce Possibile attacco al passo tre: X(S) : {shared_secret } Pk(S) X() S : {shared_secret X } Pk(S) E grave questo attacco?

14 Autenticazione del client S : nome,ver, rypto_set S : Ver S, rypto_set S, {nome S, P_Key S } Pr(A) S : {nome, P_Key } Pr(A), {shared_secret c } Pk(S),{Hash{shared_secret c } } Pr()

15 Transport Layer Security Definito nel RF Simile a SSLv3. Alcune differenze: Numero di versione MA (message authentication code) Funzione per la generazione dei numeri pseudo casuale Messaggi di allarme Algoritmi di cifratura ertifcati lato client Procedure di verifica dei certificati...

16 Sicurezza a livello applicazione Obiettivo e la sicurezza End-to-End Non si assume che il livello sottostante offra dei meccanismi di sicurezza Protocolli di autenticazione complessi e scambio chiavi Diffie Hellman, Kerberos, Needham-Schroeder, Sicurezza delle PGP = Pretty Good Privacy SMIME Sicurezza delle procedure delle certificaiton authorities OpenA etc..

17 Protocolli per scambio chiavi Ne abbiamo gia visto uno: SSL! Si crea una chiave di sessione (per crittografia simmetrica) e si distribuisce in maniera sicura usando la crittografia asimmetrica Semplice, effettivo, ma richiede l uso dei certificati. Un altro e Diffie-Hellman Permette di creare un segreto tra due principals Poi uno dei due o entrambi, sul canale cifrato che si instaura, puo eseguire un protocollo di autenticazione

18 Diffie-Hellman: Un protocollo per scambio chiavi Un protocollo per generare un segreto S condiviso solo fra Alice e Bob Dipende nella difficolta del discrete logarithm problem alcolare z = g^w mod p e facile z = 2^4 mod 11 z = 5 Il problema inverso, ovvero trovare w dati z, g, p e difficile 3 = 2^ w mod 11 w =?

19 Diffie-Hellman details 1. inizio: determinare un numero primo grande p, ed un generatore g, 1 < g < p. Possono essere valori pubblici. 2. Alice: sceglie x, spedisce A = g^x mod p a Bob x e segreto 3. Bob: sceglie y, spedisce B = g^y mod p ad Alice y e segreto 4. Entrambi: calcolano S = g ^ (x*y) mod p Alice: S=B^x mod p. Bob: S=A^y mod p. Il punto e che (g^(x) mod p)^y mod p= (g^(y) mod p)^x mod p Eve, potendo solo ascoltare i messaggi p,g,a,b, non puo trovare S

20 Problemi di autenticazione (richiamo) I principals provano quello che sono (autenticazione di identita ) Per quanto riguarda le chiavi ci sono problemi di segretezza/confidenzialità e di freschezza Per fornire la confidenzialita usualmente si cifrano le informazioni di identita e le chiavi di sessione Richiede algoritmi sicuri di distribuzione chiavi (chiavi condivise) o crittografia asimmetrica La freschezza e utile per eliminare i replay attacks Vi ricordate l esempio della banca? Garantita usando numeri di sequenza (da ricordare), marche temporali (timestamps) o meccanismi di challenge/response

21 Needham-Schroeder (NSPK)

22 Il protocollo a chiave pubblica di NSPK Pubblicato (7 passi) Un attacco e stato trovato nei primi 4 passi Una prova formale della correttezza del protocollo e stata data 1995 Un attacco e stato trovato negli ultimi 3 passi [Lowe-95]?!? Una prova della correttezza degli ultimi 3 passi e stata data?!?!? L attacco del 1995 e stato trovato con meccanismi di analisi automatica [Lowe-96]

23 Ultimi tre passi 1) A-> B : {A,N a } PK(B) 2)B-> A : {N a, N b } PK(A) 3) A-> B : {N b } PK(B) Obiettivo del protocollo e garantire che A e B sono vivi (alive) e che entrambi conoscono Na e Nb (e nessun altro) Vediamo ciascun passo: Dopo il primo passo cosa possiamo dire? Dopo il secondo passo cosa possiamo dire? E dopo il terzo?

24 L attacco di Lowe (1995) 1) A-> B : {A,N a } PK(B) 2)B-> A : {N a, N b } PK(A) 3) A-> B : {N b } PK(B) L attacco: A --{A,N a } PK(x) --> X B --{A,N a } PK(B) -> <-{N a, N b } PK(A) -- --{N b } PK(X) --> <-{N a, N b } PK(A) -- --{N b } PK(B) --> Per ripararlo il secondo passo diviene B-> A : {N a, N b,, B} PK(A)

25 Kerberos Protocollo di autenticazione distribuita (RF 1510) Nella mitologia greca, un cane con tre teste, gurdiano dell ingresso agli inferi

26 Kerberos Kerberos è un meccanismo per l autenticazione in sistemi distribuiti. Utilizzabile quando: Le risorse sono di tipo eterogeneo (sistemi,servizi server, applicazioni DBMS) I sistemi sono di tipo diverso ( *nix, Windows ecc ) I sistemi sono logicamente e fisicamente separati Kerberos permette di amministrare centralmente l autenticazione mediante uno o più Authentication Services/Servers La sicurezza diventa un servizio standardizzato applicabile allo stesso modo su sistemi eterogenei

27 Kerberos Utilizzo di OneTimePasswd (OTP) per l accesso ai servizi Gestione centralizzata della procedura di autenticazione Un solo sistema adibito alla gestione degli account Le chiavi di accesso non viaggiano in chiaro Rilascia agli utenti un biglietto (ticket)con il quale accedere ai vari servizi

28 L authentication server È l unica entità che gestisce la procedura di autenticazione-autorizzazione in un realm Deve essere chiusa qualunque back door per entrare nel sistema senza passare dall AS Una volta autenticato un utente, gli fornisce una serie di ticket per accedere alle risorse del sistema Il ticket è costruito in modo tale che anche se rubato o duplicato, non può essere utilizzato se non dall utente autorizzato

29 Kerberos: come funziona L utente che vuole accedere ad un servizio si presenta all AS, dichiarando la propria identità e il nome del servizio stesso L AS restituisce un ticket crittografato il cui contenuto è accessibile solo all utente e al servizio L utente spende il ticket per accedere al servizio NB : accesso a n servizi = n ticket di accesso n accessi in tempi diversi allo stesso servizio = n ticket di accesso

30 Richiesta di accesso (1) L utente non deve necessariamente autenticarsi verso l AS L utente dichiara all AS la propria identità e il servizio al quale desidera accedere L AS conosce la password dell utente, con la quale cifra il ticket di risposta

31 Ticket È composto da due componenti: Box1: un messaggio cifrato con la password dell utente, in un formato prestabilito, contenente il nome del servizio richiesto e una chiave di sessione random PWD generata dinamicamente Box2: un messaggio cifrato con la password del servizio richiesto, in un formato prestabilito, contenente il nome dell utente e la medesima chiave di sessione random PWD contenuta nel Box1 Dalla versione 4 il Box2 può essere contenuto nel Box1

32 Richiesta di accesso (2) L utente riceve i due Box Decifra Box1 con la sua password, dal quale estrae la session key Nel caso in cui Box2 è inserito all interno di Box1 lo estrae decifrandolo con la sua password L utente non può accedere al Box2, ma ne crea un altro (Box3) nel quale inserisce la data e ora corrente, e lo cifra con la session key Finalmente, per accedere al servizio, l utente gli invia Box2 e Box3

33 Richiesta di accesso (3) Il servizio riceve Box2 e Box3: Decifra Box2 dal quale estrae la Session Key on la session key, decifra il Box3, e verifica che la data inserita corrisponda al tempo di macchina corrente ( + o - 5 minuti) Se la decifrazione e il tempo contenuto nel Box 3 hanno avuto successo, l utente potrà accedere al servizio

34 Autenticazione e autorizzazione Il ticket (Box2) contiene il nome utente e quindi permette di identificarlo in modo sicuro L Authenticator (Box3) permette di verificare che l utente il cui username è contenuto nel Box2 sia stato capace di estrarre la session key, e che il ticket non sia stato sniffato e successivamente proposto di nuovo al servizio da parte di un attacker Mutua autenticazione: il server può a sua volta generare un authenticator da inviare al client per comprovare la sua identità

35 Kerberos Versione 4 = lient AS = authentication server V = server/verifier IDc = identifier of user on IDv = identifier of V Kc = secret encryption key shared by AS an ADc = network address of Kv = secret encryption key shared by AS an V TS = timestamp

36 Autenticazione semplice (1) --> AS: IDc, IDv (2) AS --> : Box1, Box2 V (3) --> V: {TS, IDc} K Box2 V (4) V --> : {TS+1} K Box1c = {TS, K, IDv} K Box2v = {TS, K, IDv} Kv

37 Alcuni problemi.. Richiede sincronizzazione tra i clock dei vari server Dato l uso elevato degli accessi al AS richiede un uso frequente della chiave simmetrica condivisa tra AS e client

38 In aggiunta Per accedere a n servizi devo inserire n volte la password per effettuare le richieste all AS Per risolvere il problema potrei mantenere la password in una cache sul sistema client (soluzione poco sicura) In alternativa, Kerberos prevede l esistenza di un servizio aggiuntivo : il Ticket Granting Server

39 TGS Logicamente distinto dall AS Può essere installato sul sistema dell AS o su un altro elaboratore Per accedere ad un servizio, l utente richiede un ticket per accedere al TGS, come nella procedura precedentemente descritta fa per qualsiasi altro servizio Dopo aver ottenuto il ticket, l utente lo utilizza per ottenere dal TGS un Ticket Granting Ticket (TGT)

40 Accesso ai servizi con TGT Ricevuto il TGT, ogni volta che l utente desidera accedere ad un servizio, egli effettua una richiesta non all AS, ma al TGS: la risposta è cifrata non con la password utente, ma con la session key che l AS ha rilasciato per la comunicazione con il TGS La risposta spedita dal TGS contiene la nuova session key per la comunicazione con il servizio richiesto La session Key utilizzata tra utente e TGS rimane valida per alcune ore (tipicamente 8) e quindi non è più necessario che l utente inserisca la propria ogni volta che accede ad un servizio In questo caso è possibile mantenere la session key in cache, certi che dopo alcune ore non sarà più valida Il TGT è inserito in una credential cache

41 Fonte: Microsoft

42 Versione 4 con TGS

43 ross Realm Authentication L autenticazione centralizzata può causare i seguenti problemi: La sicurezza della rete dipende da un unico sistema: se il sistema viene attaccato con successo la rete intera è vulnerabile Il sistema è esposto ad attacchi DoS Il server centrale rischia di diventare il collo di bottiglia dell intera rete Il problema può essere in parte risolto suddividendo logicamente la rete e i servizi in più realms

44 ross Realm Authentication Qualora la rete sia suddivisa in più realm, è necessario prevedere forme di accesso attraverso più realms: cross realm authentication Ogni Realm ha il proprio AS e il proprio TGS Per accedere ad un realm diverso dal proprio, è necessario che il realm di appartenenza registri un R(emote)TGS

45 ross Realm Authentication Per accedere ad un servizio che appartiene ad un altro realm, l utente deve: Accedere all AS per richiedere l utilizzo del TGS ontattare il TGS per accedere al RTGS ontattare il RTGS per accedere la servizio remoto In alcuni casi, l uso di più di un realm può risultare inefficiente: in tal caso la soluzione ottimale è quella di stabilire gerarchie di realm, in modo tale che per accedere a più di uno, è sufficiente contattare uno ( o più) realm intermedio/i

46 N.B: Leggi TGS per KD

47 Analisi automatica di protocolli (a livello concettuale)

48 Il problema Problema: Data una descrizione formale e rigorosa di un protocollo di sicurezza, data una proprieta di sicurezza, stabilire in maniera automatica se il protocollo soddisfa tale proprieta, e in caso contrario fornire la sequenza di un possibile attacco. Vari metodi sviluppati negli anni, particolare vi e stato un massiccio sviluppo dopo la scoperta dell attaco di Lowe, che e stato trovato nel 1996 con un tool per l analisi di protocolli specificati con una process algebra chiamata SP Un approccio sviluppato da noi Approccio di analisi: Analisi dei protocolli di sicurezza come sistemi aperti, ovvero sistemi con componenti non specificate (1998) PaMohSA: Uno strumento software automatico per trovare attacchi nei protocolli di sicurezza (1999) Un caso di studio: le procedure di enrollment di Open A (2001)

49 Abbiamo capito che: I protocolli distribuiti sono difficili da progettare: Bisogna coordinare tra loro agenti che cooperano Si devono gestire le problematiche relative agli errori di comunicazione etc (e quindi di coordinazione) I protocolli crittografici sono anche piu difficili: Dobbiamo considerare che ci sono degli agenti esterni al protocollo (oppure agenti interni non fidati) che attivamente agiscono contro gli altri partecipanti!

50 Trasferimenti bancari (ricordate?) Ricordate il protocollo (errato) per i trasferimenti bancari?

51 Sistemi aperti Intruder Malicious component Intruder D A B Specification: Specifica: A A B B [ ] D D [ ][ ]

52 Il metodo di analisi e il seguente Il protocollo e specificato ad un adeguato livello di astrazione In pratica solo i passi di comunicazione tra i principals sono descritti Azioni di spedizione/ricezione Le proprieta algebriche delle funzioni di cifratura sono gestite tramite equazioni tra termini Le proprietà dei protocolli di sicurezza sono espresse tramite formule logiche (spesso temporali)

53 Quali proprieta di di sicurezza possiamo verificare? Sia proprieta di sistema che di rete Segretezza Autenticazione Non-repudiation&Fairness (protocolli per firma di contratti on-line) Information flow Non-interference Integrita Availability

54 PaMohSA Partial Model hecking Security Analyzer [Martinelli, Petrocchi, Vaccarelli-SFM 01] Input / Output Descrizione del protcollo Proprieta onoscenza iniziale dell intruder No Attack Found! / Attack Found! Quali proprieta possiamo analizzare?? Segretezza, autenticazione, etc..

55 Un caso di studio: Open A Abbiamo verificato l architettura di OpenA (software con cui e implementata un A a regime nel nostro istituto) Risultato: Open A e sicura almeno a livello concettuale (nulla possiamo dire a livello implementativo) Un sistema e sicuro tanto quanto la sua componente piu debole Open A ha un server on line» Un attacco riuscito sul servr puo causare l emissione di certificati sbagliati. Questo non e del tutto intuitivo in quanto la chiave privata della A, quella usata per emettere effettivamente i certificati risiede in un server off-line!

56 Autorita di certificazione Queste sono delle terze parti fidate che emettono certificati digitali: Un certificato digitale consiste di almeno un nome di un utente, diciamo A, e la sua chiave pubblica, diciamo pb(a). ertificati digitali sono firmati con la chiave privata della A, ovvero pv(a): Per esempio, {A,pb(A)} pv(a) e il certificato digitale per l utente A. ome sono emessi i certificati digitali, tramite quale procedura?

57 OpenA procedura di enrolment User Operator Enrolment Server Registration Server 3 On-line 5 4 A Off-line 1. U->ES: {name U, pk U, pin U, {pk U, n U } pv(u) } = msg1 2. U->Op: {{name U } pv(gov), pin U,} = msg2 Op->RA: 3.1. {{name U } pv(gov), pin U } = msg3 RA->Op: 3.2. msg1 Op->RA: 3.3 {msg1} pv(op) 4. RA->A: msg1 5. A->RA: {name U,pk U } pv(a) = msg4 6. ES->U: msg4

58 Risultati della analisi OpenA funziona: Non emette certificati incorretti come p.es.: {A, pb(b)} pv(a), dove il nome di A e associato con la chiave pubblica di B, in tal caso potremmo avere due attacchi: Se A e il legittimo utente e B e un attaccante, allora potremmo avere il cosiddetto attacco di responsabilita :» B firma un contratto come A, mentre risulta che e A ad essere responsabile per quel contratto! Se B e il legittino utente e A e un attaccante, allora potremmo avere il cosiddetto attacco di credito:» B firma un messaggio che contiene una nuova scoperta scientifica ma e A a prenderne il credito!

59 Ma OpenA puo avere alcune debolezze potenziali! Il pin U e SPKA degli utenti potrebbero non essere ben protetti: In effetti questi sono memorizzati in chiaro nel server della Registration Authority (RA) che e on-line. Quindi, attraverso un semplice attacco sul RA server, noi possiamo ottenere l emissione di certificati sbagliati!

60 1 attacco: pin U compromesso 1. U->ES: {name U, pk U, pin U, {pk U, n U } pv(u) } = msg1 1. X->ES: {name U, pk X, pin U, {pk X, n X } pv(x) } = msg1x 2. U->Op: {{name U } pv(gov), pin U,} = msg2 Op->RA: 3.1. {{name U } pv(gov), pin U } = msg3 RA->Op: 3.2. msg1x (instead of msg1!!) Op->RA: 3.3 {msg1x} pv(op) 4. RA->A: msg1x 5. A->RA: {name U,pk X } pv(a) = msg4x 6. ES->U: msg4x X spedisce a ES, un messaggio in cui il pin e lo stesso dell utente U!! Op spedisce il pin U, ma RA Risponde al messaggio di X con lo stesso pin! Alla fine, il nome di U e connesso alla chiave pubblica di X!!!!!

61 2 attack: {pk U, n U } pv(u) compromesso 1. U->ES: {name U, pk U, pin U, {pk U, n U } pv(u) } = msg1 1. X->ES: {name X, pk U, pin X, {pk U, n U } pv(u) } = msg1x 2. U->Op: {{name X } pv(gov), pin X,} = msg2x Op->RA: 3.1. {{name X } pv(gov), pin X } = msg3x RA->Op: 3.2. msg1x Op->RA: 3.3 {msg1x} pv(op) 4. RA->A: msg1x 5. A->RA: {name X,pk U } pv(a) = msg4x 6. ES->U: msg4x X spedisce a ES un messaggio dove {pk U, n U } pv(u) e lo stesso di U!! Da qui in avanti si ha una normale sessione tra X, OP, RA and A Alla fine, la chiave pubblica di U e connessa a quella di X!!!!

62 oncludendo L analisi dei protocolli di sicurezza puo essere trattata come analisi di sistemi aperti. Abbiamo implementato un software che analizza a livello concettuale I protocolli di sicurezza usando il nostro approccio (PaMohSA Tool). Siamo in grado di scoprire automaticamente attacchi rimasti ignoti per decenni possono essere trovati in poochi millisecondi L uso del nostro tool, come di altri similari richiede un minimo sforzo di apprendimento. I protocolli sono spesso specificati usando il linguaggio che abbiamo usato noi

63 i sono molte limitazioni Limitazioni: Il nostro tool permette di analizzare protocolli con un numero finito di sessioni (due/tre per ruolo). Altri tools/approcci fanno meglio.. ome tutti, non gestiamo implementazioni, troppi dettagli da gestire..

64 Altri approcci Molte altre tecniche di analisi esistono: Esplorazione esaustiva di tutti i possibili stati della computazione Model checking Theorem proving Analisi composizionale Tecniche simboliche/unificazione Programmazione logica e con vincoli Analisi del controllo del flusso dei dati (statica)...

65 Materiale PaMohSA web site: Ringraziamenti sono dovuti e Luca Bechelli e Marinella Petrocchi

66 Fine del ciclo di seminari! Un consiglio per la progettazione di protocolli di sicurezza puo essere riassunto come: nel molto ci sta il poco.