Чтобы решить все эти проблемы, Митник провел свою атаку в несколько этапов. Он начал с активного взаимодействия с X-терминалом с использованием неподдельных сообщений SYN (шаг 1 на илл. 8.6 (а)). Хотя эти попытки не привели к установлению TCP-соединения с X-терминалом, они позволили получить некоторую последовательность ISN. К счастью для Кевина, номера выбирались не таким уж случайным образом. Понаблюдав за ними некоторое время, он смог выявить закономерность. Теперь он был уверен, что, получив один ISN, он сможет предсказать следующий. Затем он позаботился о том, чтобы доверенный сервер не мог сбросить его попытки подключения. Для этого он запустил DoS-атаку, которая сделала сервер недоступным (шаг 2 на илл. 8.6 (б)). После этого уже можно было приступить к проведению реальной атаки.
После отправки поддельного пакета SYN (шаг 3 на илл. 8.6 (б)) он определил, какой ISN будет использован X-терминалом в отсылаемом на сервер ответе SYN/ACK (шаг 4 на илл. 8.6 (б)). Он указал этот номер на третьем и последнем шаге, где отправил команду echo «+ +» >> .rhosts в качестве данных на порт, используемый демоном удаленной оболочки (шаг 5 на илл. 8.6 (в)). После этого он мог войти в систему с любого компьютера без пароля.
Поскольку атака Митника стала возможной главным образом из-за предсказуемости номеров ISN протокола TCP, впоследствии разработчики сетевых стеков приложили немало усилий к тому, чтобы повысить степень случайности при выборе протоколом TCP этих важных для безопасности номеров. Поэтому теперь реализовать такую атаку уже невозможно. Сегодня злоумышленники должны подбирать ISN иначе, например так, как это делается в случае захвата соединения. Обсудим эту разновидность атак более подробно.
Илл. 8.6. Атака Митника
Захват TCP-соединения
Для захвата соединения необходимо преодолеть еще больше препятствий, чем для его подмены. Прежде всего предположим, что злоумышленники могут прослушивать существующее соединение между двумя пользователями (поскольку находятся в том же сегменте сети), и, соответственно, располагают точными порядковыми номерами и всей остальной необходимой информацией об этом соединении. Цель этого вида атак состоит в том, чтобы захватить существующее соединение путем внедрения данных в поток.
Для большей конкретности предположим, что злоумышленник хочет внедрить некоторые данные в TCP-соединение клиента, который вошел в веб-приложение на сервере, с тем чтобы либо клиент, либо сервер получил внедренные злоумышленником байты. Пусть для последних байтов, отправляемых клиентом и сервером, используются порядковые номера 1000 и 12500 соответственно. Допустим, все полученные до этого данные были подтверждены, и ни клиент ни сервер сейчас ничего не отправляют. В этот момент хакер внедряет, скажем, 100 байт в идущий к серверу TCP-поток путем отправки поддельного пакета, который содержит IP-адрес и порт источника клиента, а также IP-адрес и порт источника сервера. Этих четырех значений достаточно, чтобы сетевой стек демультиплексировал данные в нужный сокет. Помимо этого, злоумышленник предоставляет надлежащий порядковый номер (1001) и номер подтверждения (12501), и, таким образом, TCP передаст на веб-сервер 100 байт пользовательских данных.
Однако здесь возникает небольшая проблема. После передачи внедренных байтов приложению сервер отправит клиенту сообщение, подтверждающее их получение: «Спасибо за байты, готов получить байт номер 1101». Это сообщение оказывается неожиданным для клиента, и он думает, что сервер допустил ошибку. Ведь он не отправлял никаких данных и только собирается отправить байт 1001. Он быстро сообщает об этом серверу, отправив пустой сегмент с порядковым номером 1001 и номером подтверждения 12501. «Вот это да! — говорит сервер. — Спасибо, но это выглядит как старое подтверждение. А я уже получил следующие 100 байт. Лучше сообщить об этом удаленной стороне». Он снова отправляет подтверждение с номерами 1101 и 12501, на что клиент отвечает еще одним подтверждением, и т.д. Такая ситуация называется штормом подтверждений (ACK storm). Этот цикл прекратится лишь в том случае, если одно из подтверждений будет потеряно (в силу того, что протокол TCP не производит повторную передачу подтверждений, не содержащих какие-либо данные).
Каким же образом злоумышленник может утихомирить шторм подтверждений? Для этого существует несколько способов, которые мы сейчас обсудим. Самый простой подход сводится к тому, чтобы напрямую разорвать соединение, отправив RST-сегмент участникам коммуникации. В качестве альтернативы можно произвести отравление ARP, чтобы одно из подтверждений ушло на несуществующий адрес и потерялось. Еще одна стратегия состоит в том, чтобы внести настолько большое рассогласование между сервером и клиентом, чтобы сервер начал игнорировать все данные от клиента, и наоборот. Это достаточно сложно сделать путем отправки большого количества данных, но хакер может легко реализовать это на этапе установления соединения. Идея в следующем. Злоумышленник ждет, пока клиент не установит соединение с сервером. После отправки сервером ответного пакета SYN/ACK взломщик отсылает ему пакет RST для завершения соединения, а сразу за ним — пакет SYN с теми же IP-адресом и TCP-портом источника, которые изначально использовал клиент, но с другим порядковым номером клиентской стороны. После отправки сервером следующего пакета SYN/ACK как сервер, так и клиент будут находиться в состоянии установленного соединения, но не смогут взаимодействовать друг с другом. Ведь разница между их порядковыми номерами настолько большая, что они всегда будут находиться за пределами допустимого окна. Вместо этого злоумышленник, выступающий в роли «человека посередине», будет ретранслировать трафик между сторонами и при желании внедрять нужные ему данные.
Внемаршрутный взлом TCP
Некоторые разновидности атак настолько сложны, что трудно понять даже сам принцип их действия, не говоря уже о том, чтобы как-то от них защититься. В данном разделе мы рассмотрим одну из них. Обычно злоумышленники не находятся в том же сегменте сети, что и участники коммуникации, и не могут прослушивать трафик между ними. Атаки, проводимые в таких условиях, называются внемаршрутным взломом TCP (off-path TCP exploit) и очень трудны в реализации. Даже если игнорировать возможный шторм подтверждений, чтобы внедрить данные в существующее соединение, злоумышленник должен собрать довольно много информации:
1. Перед тем как приступать к реальной атаке, необходимо выявить наличие соединения между двумя пользователями в интернете.
2. Затем нужно выяснить, какие номера портов использовать.
3. Наконец, необходимо узнать порядковые номера.
Это довольно сложная задача для того, кто находится на другом конце интернета, но все-таки ее можно выполнить. Спустя десятилетия после атаки Митника на Суперкомпьютерный центр Сан-Диего исследователи в области информационной безопасности выявили новую уязвимость, позволившую им реализовать внемаршрутный взлом TCP на популярных системах Linux. Они описали свою атаку в статье «Внемаршрутный взлом TCP: глобальное ограничение скорости опасно» (весьма удачное название, как мы увидим далее). Мы рассмотрим этот случай, поскольку он хорошо демонстрирует, что утечка секретной информации может произойти косвенным образом.
По иронии судьбы проведение этой атаки стало возможным благодаря новой функции, которая должна была, наоборот, повысить, а не снизить степень защиты системы. Как уже упоминалось, внемаршрутное внедрение данных было очень сложной задачей. Злоумышленник должен был угадать номера портов и порядковые номера, а это трудно сделать методом прямого подбора. Тем не менее это возможно, учитывая, что точный порядковый номер не требовался — достаточно было обеспечить отправку данных в пределах допустимого окна. То есть с некоторой (очень малой) долей вероятности злоумышленники могли сбросить соединение или внедрить данные в существующие соединения. В августе 2010 года для решения этой проблемы было выпущено новое расширение протокола TCP (RFC 5961).
Спецификация RFC 5961 изменила то, как TCP принимал сегменты SYN, RST и обычные сегменты данных. Описанная уязвимость имелась только в Linux, поскольку лишь в этой системе RFC 5961 была реализована должным образом. Чтобы понять, как изменился протокол TCP с новым расширением, нужно разобраться, как он работал до этого. Сначала выясним, как TCP принимал сегменты SYN. До выхода RFC 5961 при получении SYN для уже существующего соединения TCP отбрасывал этот пакет, если он находился за пределами допустимого окна, и сбрасывал соединение, если он находился в его пределах. Это объяснялось следующим образом. При получении SYN TCP предполагал, что другой абонент произвел перезапуск, а значит, существующее соединение утратило актуальность. Такое поведение было не слишком разумным, ведь чтобы сбросить соединение, злоумышленнику достаточно было получить лишь один сегмент SYN с порядковым номером, попадающим в окно получателя. Вместо этого RFC 5961 предложила не сбрасывать соединение сразу, а сначала отправлять подтверждение запроса (challenge ACK) очевидному источнику сегмента SYN. Если пакет пришел от реального удаленного узла, значит, этот узел действительно потерял предыдущее соединение и теперь устанавливает новое. В этом случае при получении подтверждения запроса он отправит пакет RST с корректным порядковым номером. Этого не смогут сделать злоумышленники, поскольку они не получат подтверждение запроса.
То же самое относится и к сегментам RST. В исходной версии TCP хосты удаляли RST-пакеты, если они не попадали в допустимое окно, в противном случае они сбрасывали соединение. Чтобы усложнить сброс чужого соединения, в RFC 5961 было предложено немедленно прерывать его, только если порядковый номер в RST точно совпадает с номером, с которого начинается окно получателя (то есть со следующим ожидаемым порядковым номером). Когда этот номер не совпадает с ожидаемым, но находится в пределах допустимого окна, хост не разрывает соединение и отсылает подтверждение запроса. Если мы имеем дело с реальным отправителем, то он передаст RST-пакет с корректным порядковым номером.