Vía: Schneier on Security

Es bien sabido que Telmex es la principal empresa proveedora de enlaces a internet en este país y en el mundo de la seguridad (sobre todo para los amantes de aircrack) es además bien sabido que son la principal empresa que instala sus modems preconfigurados con la insegura y obsoleta tecnología WEP para proteger el acceso a las redes inalámbricas de cada punto de acceso. Para decirlo pronto y claro, cualquier persona con un pequeño entrenamiento puede colarse a la red inalámbrica de tu casa si es que tienes Infinitum.

Con esta información, da mucha risa que ofrezcan estos servicios de “seguridad” cuando sería trivial colarse a la red local de una empresa que tenga contratado un Infinitum, por más firewall, VPN e IPS que tengan configurado. Una vez dentro de la red local “de ahí pal real” con todas las máquinas Windows que tengan, recursos compartidos en red, conversaciones en MSN, passwords que viajen en texto plano (sin https), etc.

Al final es triste recordar la incultura en seguridad que se tiene en el mundo empresarial, las pésimas políticas que se adoptan y los engaños de marketing que les cuelan. Lo peor es que no se limita a México, sino en todo el mundo es lo mismo.

Si quieren verdadera seguridad para sus servicios, ahí les dejo nuestro enlace.

P.D. Dado que no quiero darle referencias de este blog a esa abominación de empresa llamada Telmex usé la etiqueta rel=”nofollow” para el enlace.

La noticia saltó a los medios especializados el 16 de julio. Los primeros detalles indicaban que la vulnerabilidad permitía a un atacante ejecutar automáticamente código al insertar un medio extraíble en el sistema. La crónica y más detalles se puede encontrar aquí:

Interesante (y peligroso) troyano que aprovecha un interesante (y peligroso) 0 day en Microsoft Windows

Ahora el código es público y ni lentos ni perezosos ya lo incluyeron en la archiconocida suite MetaSploit. Aunque ya es posible mitigarlo mediante una Directiva de Seguridad Local, Microsoft no ha publicado aún ningún parche.

Gracias a Un informático en el lado del mal por la recopilación de fuentes.

Protocolos de conocimiento cero (ZKP)

Sabemos que sin un esquema de cifrado de llave pública es trivial para un atacante interceptar la información que se envía entre el cliente y el servidor, pero el sistema debe tener alguna manera de autenticar a los usuarios del sistema. Necesitamos enviar algo que si un atacante intercepta no pueda utilizar para autenticarse. Esto se conoce como un protocolo de conocimiento cero (Zero-knowledge proof), y en palabras coloquiales significa: “probar que poseemos cierta información sin revelar esa información”.

Como comúnmente la única información que queremos “probar que poseemos pero no queremos revelar” es la contraseña, voy a explicar el esquema que usa MySQL para implementar su autenticación de usuarios. Los detalles no están explicados de manera formal en la documentación de MySQL pero alguien se tomó el tiempo de leer el código fuente y explicar cómo funciona (MySQL 4.1.x authentication internals).

¿Cómo se almacenan las contraseñas?

Lo primero que hay que tener en cuenta es que, siguiendo los principios básicos de almacenamiento seguro de contraseñas, éstas se almacenan en el sistema sólo como un hash criptográfico. Que tiene la propiedad de ser prácticamente irreversible y prácticamente único. Por lo que esta es la primera parte del ZKP, ya que sólo quien conozca la contraseña podrá generar el hash criptográfico que le pertenece.

Desde MySQL 4.1 las contraseñas de usuario están almacenadas en la tabla “mysql.user” en la columna “Password” de la siguiente manera: . Donde es el hash criptográfico SHA-1.

La transmisión

Si cada vez que el cliente se quiera autenticar sólo transmitiera , cumpliría con el principio de no revelar la contraseña, pero un atacante podría capturar y enviar después para autenticarse exitosamente aún sin conocer la contraseña. Por lo que necesitamos agregar más cosas al protocolo para que la información que transmite el cliente sólo sea útil para un intento de autenticación.

Este sería el esquema cliente-servidor para la transmisión:

1. Se inicia el intento de autenticación
2. El servidor genera una cadena aleatoria y se la transmite al cliente.
3. El cliente calcula , y (aqui significa concatenación).
4. Finalmente el cliente transmite . (aquí significa bitwise XOR)

Autenticación

El servidor sólo conoce , que está almacenado en la tabla de usuarios, y . Para autenticar hace lo siguiente:

1. Calcula .
2. Calcula .
3. Calcula .
4. Sólo si la autenticación es exitosa.

Observaciones

Nunca se transmite ni , por lo que la fortaleza está en que este ZKP verifica que el cliente conoce y pero sin revelar esa información, y que sería casi imposible que un atacante poseyera sin conocer .

También hay que observar que es una cadena única por cada intento de autenticación, o sea que esa cadena siempre está cambiando.

Implementación

Próximamente trabajaremos en una implementación de este esquema para aplicaciones web usando JavaScript y PHP, que publicaremos bajo licencia LGPL.

Hoy encuentro una serie de posts referentes a un exploit en concreto en donde explican con cierto grado de detalle los pasos concretos a seguir y los conceptos que hay detrás de un exploit por stack overflow para la aplicación Easy RM to MP3 Conversion Utility.

Exploit writing tutorial part 1 : Stack Based Overflows

Exploit writing tutorial part 2 : Stack Based Overflows – jumping to shellcode

Exploit writing tutorial part 5 : How debugger modules & plugins can speed up basic exploit development

Exploit writing tutorial part 3 : SEH Based Exploits

Exploit writing tutorial part 6 : Bypassing Stack Cookies, SafeSeh, HW DEP and ASLR

Exploit writing tutorial part 3b : SEH Based Exploits – just another example

Exploit writing tutorial part 4 : From Exploit to Metasploit – The basics

Exploit writing tutorial part 7 : Unicode – from 0×00410041 to calc

Y sigue actualizándose.

¿Para qué?

Si tenemos un servidor accesible desde internet, es común que recibamos ataques automáticos por diccionario contra nuestro servidor; esto es así porque hay muchas botnets que realizan ataques masivos contra todo lo que encuentren en internet. Pero al implementar port knocking estas botnets ignorarán nuestro servidor, y además los escaneos de puertos no podrán ver abiertos los puertos sensibles, aunque nosotros sí tengamos acceso a ellos.

Por otro lado, cuando un servicio como ssh o mysql están recibiendo un ataque por diccionario, la política automática por defecto es aumentar el tiempo de espera para hacer login, por lo que empezaríamos a notar comportamientos extraños en nuestro servidor (lentitud al realizar operaciones que requieran conexión a esos servicios).

Funcionamiento

El funcionamiento es simple: lo que va a pasar es que aparecerá cerrado el puerto 22, pues se está esperando a que le mandemos una combinación de puertos, supongamos la combinación 1200, 234, 654, 4509, 12; y, una vez enviada la combinación podremos establecer la conexión al puerto 22 (el del ssh).

Ya en la práctica tendríamos lo siguiente:

Intentamos entrar al puerto 22 (aparece cerrado)
Abrimos una conexión con el puerto 1200 (responderá que esta cerrado) pero el servidor sigue en espera de las demás conexiones
Abriimos una conexión con el puerto 234 (nos aparece cerrado) el servidor ya sabe que tenemos las primeras dos combinaciones bien
Abrimos una conexión con el puerto 654, luego 4509 y luego el 12
Ahora tenemos 5 segundos para iniciar la conexion por ssh
Iniciamos la conexión exitosamente

El port knocking es como si metieramos a una caja fuerte nuestra laptop, y aún después de poner la combinación se tendrían que poner el password de la computadora. Esto obviamente aumenta la seguridad en una forma considerable.

Hay que recordar que esto a pesar de ser una buena forma de asegurar un puerto, necesita tener dentrás una buena contraseña y unas buenas políticas, pues si para alguien que estuviera analizando nuestro tráfico sería trivial obtener la combinación de puertos.

Implementación con iptables

Con ayuda de iptables podríamos hacerlo suponiendo la combinacion 100, 200, 300, 400, ssh(22):

HOST_IP="12.34.56.78"

/sbin/iptables -N INTO-PHASE2
/sbin/iptables -A INTO-PHASE2 -m recent --name PHASE1 --remove
/sbin/iptables -A INTO-PHASE2 -m recent --name PHASE2 --set
/sbin/iptables -A INTO-PHASE2 -j LOG --log-prefix "INTO PHASE2: "

/sbin/iptables -N INTO-PHASE3
/sbin/iptables -A INTO-PHASE3 -m recent --name PHASE2 --remove
/sbin/iptables -A INTO-PHASE3 -m recent --name PHASE3 --set
/sbin/iptables -A INTO-PHASE3 -j LOG --log-prefix "INTO PHASE3: "

/sbin/iptables -N INTO-PHASE4
/sbin/iptables -A INTO-PHASE4 -m recent --name PHASE3 --remove
/sbin/iptables -A INTO-PHASE4 -m recent --name PHASE4 --set
/sbin/iptables -A INTO-PHASE4 -j LOG --log-prefix "INTO PHASE4: "

/sbin/iptables -A INPUT -m recent --update --name PHASE1

/sbin/iptables -A INPUT -p tcp --dport 100 -m recent --set --name PHASE1
/sbin/iptables -A INPUT -p tcp --dport 200 -m recent --rcheck --name PHASE1 -j INTO-PHASE2
/sbin/iptables -A INPUT -p tcp --dport 300 -m recent --rcheck --name PHASE2 -j INTO-PHASE3
/sbin/iptables -A INPUT -p tcp --dport 400 -m recent --rcheck --name PHASE3 -j INTO-PHASE4

/sbin/iptables -A INPUT -p tcp -s $HOST_IP --dport 22 -m recent --rcheck --seconds 5 --name PHASE4 -j ACCEPT

Y para hacer el knocking sería de esta forma:

$telnet 10.1.1.1 100 ; telnet 10.1.1.1 200 ; telnet 10.1.1.1 300 ; telnet 10.1.1.1 400 ; ssh 10.1.1.1

Luego presionamos Ctrl+C 4 veces y listo.

(Fuente: Debian Administration)

Dandonos información valiosa como:

Información de red

• La dirección IP pública y privada de donde esté conectado el PC.
• El IP del gateway de la red que está usando para salir a Internet.
• La dirección MAC de la tarjeta o controlador de red por el cual esté conectado a la red.
• El nombre e ESSID de la red WiFi a la que esté conectado, en caso que lo esté.
• Un listado de conexiones activas en el momento en que se ejecute el programa.

Información interna del PC

• Cuánto tiempo lleva encendido el aparato.
• Número de usuarios logeados.
• Un listado con los programas en ejecución.
• Un listado con los archivos modificados en la última hora (o el número de minutos que tú definas).

Información del ladrón

• En caso que el PC tenga una webcam, una foto del impostor.
• Un pantallazo del escritorio, para que veas qué está haciendo.
• El tatuaje indistinguible de nuestro nuevo amigo.

¿Como Funciona?

Cada cierto intervalo de tiempo (default = 10 minutos) el programa se ejecuta y revisa si en la configuración pusiste una URL de checkeo o no. En caso que no lo hayas hecho, o que lo hayas hecho y la URL sí exista, el programa hará el proceso de recolección y envío de datos. Si definiste una URL que no existe, el programa se apagará para volver a ejecutarse en 10 minutos más.

Ejemplo

Para instalarlo:

• Bajamos el siguiente paquete
• Abrimos la grandiosa terminal y ejecutamos lo siguiente:

$ wget http://bootlog.org/downloads/prey-0.1.zip

$ unzip prey-0.1.zip

$ cd prey-0.1

$ chmod +x install.sh

$ ./install.sh

• Seguimos las instrucciones como muestro a continuacion:
  

El método de cifrado de One-Time Pad, que fue inventado en 1917 por el Mayor Joseph Mauborgne y Gilbert Vernam de AT&T. Claude Shannon, 25 años después, se encargó de demostrar con la teoría de la información que este cifrado cumple con ser un secreto perfecto, lo que quiere decir que el contenido del mensaje no puede aportar nada de información a un atacante.

Es un método que sin importar el poder computacional que se tenga o si se haya inventado la computadora cuántica o si los extraterrestres de Andrómeda vengan a la tierra con sus métodos computacionales inimaginables, aún asi será seguro.

Preliminares

Necesitamos una llave de la misma longitud que el mensaje, la cual deberá ser de verdad aleatoria y no pseudo aleatoria. Además esta llave se supone que las dos partes la deben conocer (problema de intercambio de llaves) y cuando una parte cifre el mensaje debe destruir esa llave de alguna forma que no pueda recuperarse y luego enviar el mensaje cifrado, luego la otra parte va a descifrarlo y al terminar de hacerlo debe destruir la llave de nuevo.

Es primordial que no se vuelva a usar la misma llave dos veces pues un criptoanalista podría romper el cifrado sabiendo dos mensajes diferentes que se encriptaron con la misma llave.

¿Cómo funciona?

Es algo muy simple de entender, teniendo el texto:

Teniendo la llave:

El texto cifrado sería:

Porque:

A + R mod 26 = S
M + F mod 26 = S
A + T mod 26 = U


Suponiendo que A vale 1 y R vale 17: 1+17 = 18 y 18 / 26 nos daría como residuo 18, entonces el 18 corresponde a la letra S.

Es importante ver que no puede romperse incluso si pudieramos calcular todas las posibilidades y buscar mensajes coherentes, pues al decifrarlo podría decir SIVOY como NOVOY entonces es imposible saber cual es el mensaje cifrado sin saber la llave. Según dicen, los Rusos cifraron algunos mensajes con este método y siguen hasta la fecha sin poderse descifrar, y así seguirán para siempre.

El problema con este método y en general con cualquier método de cifrado simétrico es el intercambio de llaves, pues ¿cómo podrías intercambiar la clave del One Time Pad de una manera segura?

Fin

Si quieren profundizar más en el tema podrían leer en la página 15 del libro Applied Cryptography escrito por Bruce Schneier que explica con un poco más de detalle este algoritmo.

Con este código en javascript podríamos obtenerlo:

var charCodeCero = ("A".charCodeAt(0))-1;
function oneTimePad(mensaje, llave) {
	mensaje = mensaje.toUpperCase();
	llave = llave.toUpperCase();
	var cifrado = "";
        for(var i = 0; i < mensaje.length; i++) {
		cifrado += String.fromCharCode((( mensaje.charCodeAt(i) - charCodeCero +
                                                 llave.charCodeAt(i) - charCodeCero
                                                 ) % 26) + charCodeCero);
	}
	return cifrado;
}

El NIST, la agencia encargada de definir los estándares tecnológicos para las agencias federales de EEUU, establece que la información con vigencia menor a 2010 debe usar al menos 1024 bits, con vigencia menor a 2030 deberá usar al menos 2048 bits y con vigencia mayor a 2030 deberá usar 3072.

Bruce Scheiner por otro lado en 2002 ratificó una tabla publicada anteriormente por él mismo en donde establece los bits recomendados según seas un individuo, una corporación o el gobierno. Ahí estipula que para 2005 los individuos ya deberían usar llaves de 1280 bits, y el gobierno ya debería estar usando 2048 bits.

Algunos más “inteligentes” que los anteriores, dicen que todos exageran, y recomiendan 1025 bits, razonando superfluamente que eso duplica la complejidad de la factorización. Ese razonamieto surge de pensar que el mejor algoritmo de factorización es por “fuerza bruta” sobre los posibles factores, probando todos los números entre y para factorizar un módulo de 1024 bits, pues sus factores primos son de 512 bits.

La realidad es otra, y desde hace tiempo, desde Fermat de hecho, existen métodos sublineales de factorización de enteros respecto al tamaño del entero y los mismos algoritmos son subexponenciales respecto al número de bits del entero. Por lo que aumentar un bit la llave no es tan drástico como aumentarlo en otros algoritmos como AES, como no es tan drástico multiplicar por dos el tamaño del entero, pues eso no duplicaría el tiempo necesariamente. ¿Pero qué tanto aumenta el tiempo un bit más?

Criba General de Campos Numéricos (GNFS)

GNFS es el mejor algoritmo de factorización de enteros, conocido a la fecha, para enteros de 130 digitos al menos (que son aproximadamente 432 bits). En 2005 el algoritmo se utilizó para romper el récord de factorización RSA para un entero de 640 bits, hazaña que fue llevada acabo por un equipo de investigación alemán. Lo interesante de este algoritmo es su complejidad, y en base a ella voy a realizar algunos cálculos para esclarecer qué tan fuerte es aumentar un bit más a un módulo RSA.

La complejidad del algoritmo está dada por

donde es una constante dada por la heurística utilizada en el algoritmo y es el número a factorizar (no los bits del número). Carl Pomerance, creador del segundo mejor método de factorización, indica que en este caso . Por otro lado tenemos que es una función asintótica que tiende a cero, por lo que para los cálculos se va a considerar como cero, pues Pomerance así lo toma.

Teniendo eso, lo que se puede hacer ahora es calcular el tiempo del algoritmo para factorizar un número de 1024 bits y comprarlo respecto al tiempo para factorizar uno de 1025 bits. Por lo que vamos a denotar al tiempo de 1024 bits y al tiempo de 1025 bits.

Sabemos que un número de 1024 bits se aproxima a y uno de 1025 bits a , por lo que se van a tomar esas aproximaciones para simplificar la exponenciación. Tenemos entonces que

donde es la constante de la notación asintótica.

Por lo tanto tenemos que

Que es muy poco. Pues si el gobierno de algún país contara con los recursos para romper un módulo de 1024 bits en 24 semanas (6 meses), entonces romper uno de 1025 bits les llevaría casi 25 semanas. Esto en el mejor caso, puesto que la complejidad del algoritmo está dada en notación O, así que el algoritmo podría comportarse aún mejor de lo estimado y ser más rápido.

Si hacemos lo mismo y comparamos un módulo de 1024 respecto a uno de 1280, tenemos que . Que es bastante decente, y suponiendo que se pudiera factorizar el módulo de 1024 en una semana, entonces tardarían 8 años y medio en factorizar el de 1280; lo que le da bastante más confiabilidad a ese módulo que a uno de 1025. Aunque un cálculo más correcto sería considerando una ecuación diferencial porque la capacidad de cálculo no va a permanecer 8 años igual, va a ir aumentando.

Pragmáticamente hablando

Seguramente alguno va a desconfiar de este análisis, y necesitará una prueba más terrenal, sin tanta matemática. En ese caso lo invito a bajar un paquete que tenga implementado el algoritmo y factorice un número de unos 450 bits, que se puede hacer en un tiempo bastante decente (unos minutos) y vaya aumentando de bit en bit, para comparar los tiempos. Implementaciones hay varias y se pueden encontrar en la página de la wikipedia sobre GNFS.

La vulnerabilidad se debe a una función llamada readlink. Hasta el momento no se ha publicado ningún exploit, pero es uno de los problemas más graves a los que se ha enfrentado Linux ya que toda una rama que se creía segura es vulnerable antes de la versión 2.6.28.1

(Actualización: 29-Ene-2009. Damián)

Como bien explican aquí, la vulnerabilidad se debe a que el valor de retorno de la función readlink puede ser negativo y al no haber validación se podría provocar un buffer underflow. El código problemático se encuentra en la función follow_link en fs/encryptfs/inode.c. Por lo que sólo serían vulnerables aquellos sistemas linux que utilicen el sistema de archivos eCryptfs.