Несанкционированный доступ к терминалам серверов с операционными системами семейства UNIX

Министерство образования российской федерации

Липецкий государственный технический университет

Кафедра АСОИУ

Индивидуальное домашнее задание по дисциплине «Операционные системы»

«Несанкционированный доступ к терминалам серверов с операционными системами семейства UNIX. На примере octopus.stu.lipetsk.ru »

Выполнил: Архипов Н.А.

Группа: АС-99-2

Принял: Журавлева М.Г.

Липецк 2001

Предисловие

План, что и говорить, был превосходный: простой и ясный, лучше не придумаешь. Недостаток у него был только один: было совершенно неизвестно, как привести его в исполнение.

Л. Кэрролл. Алиса в стране чудес

В данном отчете мы попытаемся выявить «дыры» и «изъяны» локальной компьютерной сети ЛГТУ (LSTU) в целом и в частности сервера для изучения операционных систем UNIX – octopus.lstu. Для этого мы расскажем о возможных попытках получения доступа к терминалам серверов, в том числе и с правами root’a, а так же попытка перегрузить сервер. Здесь не рассматривается такой вид атаки как «Социальная инженерия», поскольку наша задача – изучение операционных систем, а не психологии. Сразу предупреждаю, что на практике не использовалось ни каких деструктивных действий (в том числе перегрузки сервера), кроме тех действий которые использовались только для изучения сети. Поэтому, мы ни какой ответственности за использование этого документа не несем.

Особенности безопасности компьютерных сетей

Основной особенностью любой сетевой системы является то, что ее ком­поненты распределены в пространстве, а связь между ними осуществляет­ся физически, при помощи сетевых соединений (коаксиальный кабель, витая пара, оптоволокно и т. п.), и программно, при помощи механизма со­общений. При этом все управляющие сообщения и данные, пересылаемые между объектами распределенной вычислительной системы, передаются по сетевым соединениям в виде пакетов обмена.

К сетевым системам, наряду с обычными (локальными) атаками, осуще­ствляемыми в пределах одной компьютерной системы, применим специфи­ческий вид атак, обусловленный распределенностью ресурсов и информа­ции в пространстве так называемые сетевые (или удаленные) атаки (remote или networkattacks). Они характеризуются, во-первых, тем, что злоумышленник может находиться за тысячи километров от атакуемого объекта, и, во-вторых, тем, что нападению может подвергаться не конкрет­ный компьютер, а информация, передающаяся по сетевым соединениям. С развитием локальных и глобальных сетей именно удаленные атаки стано­вятся лидирующими как по количеству попыток, так и по успешности их применения, и, соответственно, обеспечение безопасности ВС с точки зре­ния противостояния сетевым атакам приобретает первостепенное значение.

удаленные атаКИ НА ХОСТЫ iNterNet

Многое наша Земля повидала, Но не видала Такого скандала!

Б. Заходер. География всмятку

Анализ сетевого трафика Internet

В Internet базовыми протоколами удаленного доступа являются TELNET и FTP (FileTransferProtocol). TELNET - это протокол виртуального тер­минала (ВТ), позволяющий с удаленных хостов подключаться к серверам Internet в режиме ВТ. FTP - протокол, предназначенный для передачи файлов между удаленными хостами. Для получения доступа к серверу по данным протоколам пользователю необходимо пройти процедуры иденти­фикации и аутентификации. В качестве информации, идентифицирующей пользователя, выступает его имя, а для аутентификации используется па­роль. Особенностью протоколов FTP и TELNET является то, что пароли и идентификаторы пользователей передаются по сети в открытом, неза­шифрованном виде. Таким образом, необходимым и достаточным услови­ем для получения удаленного доступа к хостам по протоколам FTP и TELNET являются имя и пароль пользователя.

Одним из способов получения таких паролей и идентификаторов в Internet является анализ сетевого трафика. Этот анализ осуществляется с помощью специальной программы-анализатора пакетов (sniffer), пере­хватывающей все пакеты, передаваемые по сегменту сети, и выделяющей среди них те, в которых передаются идентификатор пользователя и его па­роль. Сетевой анализ протоколов FTP и TELNET показывает, что TELNET разбивает пароль на символы и пересылает их по одному, помещая каждый символ пароля в соответствующий пакет, aFTP, напротив, пересылает па­роль целиком в одном пакете.

Возникает вопрос: а почему бы не сделать передачу имени пользователя и пароля в зашифрованном виде? Видимо, пробле­ма в том, что базовые прикладные протоколы семейства TCP/IP разраба­тывались очень давно, в период с конца 60-х до начала 80-х годов, и с тех пор абсолютно не изменились. При этом точка зрения на построение гло­бальных сетей стала иной. Инфраструктура Сети и ее протоколы разраба­тывались исходя, в основном, из соображений надежности связи, но не из соображений безопасности.

Таким образом возможно отследить сетевой поток и выявить пакеты содержащие необходимые данные (Имя, пароль, и т.д.). Так как в данном документе рассматривается толькосервер ЛГТУ octopus.lstu, то я проанализировав сеть, пришел к выводу, что сервер не всегда находится в активном состоянии. Таким образом, данный вариант атаки отпадает, да и еще чтобы постоянно отслеживать трафик, необходимо, чтобы все это время в сети находился хотя бы один компьютер, что невозможно из-за финансовых трудностей.

Перебор паролей в файле /etc/passwd

В ранних версиях операционных системах семейства UNIX зашифрованные пароли (точнее их хэш-копии) хранились в файле /etc/passwd. В современных UNIX’ах пароли хранятся в /etc/shadow. Хранение зашифрованных паролей в /etc/passwd делает систему сервера octopus.lstu уязвимой. Здесь используется хэш-функция DataEncryptionStandard (DES 48/64 4K). Поскольку данная шифровка работает только «в одну сторону», а проверка подлинности пароля заключается в том, что при вводе пароля пользователя, операционная система шифрует введенную последовательность и сравнивает ее со строкой в файле /etc/passwd. Вот пример записи паролей и имен пользователей в /etc/passwd:

root:LyavHDdahFcwU:0:1:Superuser:/:

…

malysh:7DnDkTMD9/wG2:1007:25:Olga A. Bocharnikova, AS-98-1:/user/students/as98/malysh:

Для перебора паролей мы используем тот же метод, что и операционная система: перебираю все возможные комбинации букв латинского алфавита (причем имеет значение прописная буква или строчная), цифр и специальных знаков. Здесь можно использовать как функции самой операционной системы, так и написать свою функцию шифровки. Но нужно быть точно уверенным что за алгоритм используется в данном случае, иначе перебор не приведет ни к каким результатам. На компьютере octopus используется алгоритм шифрования DES [48/64 4K]. Так как на octopus’e столь неважные, по сегодняшним меркам, аппаратные средства (см. следующий пункт), то ни о каком переборе пароля не может идти и речи. Тем более, даже на более быстрых машинах (PentiumIII – 650MHz) расшифровка заняла примерно 30 суток (!!!). Да и сервер не все время находится в рабочем состоянии, как уже было замечено выше. В отчете прилагается часть программы, для расшифровки паролей файла /etc/passwd.

Deny of Service (DoS) атака.

Дословно DenyofService переводится как «отказ в обслуживании». Это означает например, что операционная система не может обслужить запрос пользователя или другой системы.

Рассмотрим нарушение работоспособности хоста в сети при ис­пользовании направленного шторма ложных TCP-запросов на создание соединения либо при переполнении очереди запросов. Из рассмотренной в предыдущем пункте схемы создания TCP-соедине­ния следует, что на каждый полученный TCP-запрос (TCPSYN) операци­онная система должна сгенерировать начальное значение идентификатора ISN и отослать его на запросивший хост. Но так как в Internet (стандарта IPv4) не предусмотрен контроль за IP-адресом отправителя сообщения, то проследить истинный маршрут, пройденный IP-пакетом, невозможно и, следовательно, у конечных абонентов сети нет способа ограничить число запросов, принимаемых в единицу времени от одного хоста. Поэтому возможно осуществление типовой удаленной атаки «отказ в обслужива­нии», которая будет заключаться в передаче на объект атаки как можно большего числа ложных TCP-запросов на создание соединения от имени любого хоста в сети (направленный шторм запросов TCPSYN, схема ко­торого приведена на рисунке).

При этом атакуемая сетевая ОС в зависимости от вычислительной мощности компьютера либо перестает реагиро­вать на легальные запросы на подключение (отказ в обслуживании), либо, в худшем случае, практически зависает. Это происходит потому, что система должна, во-первых, сохранить в памяти полученную в ложных сообщениях информацию и, во-вторых, выработать и отослать ответ на каждый запрос. Таким образом, «съедаются» все ресурсы системы: переполняется очередь запросов, и ОС вынуждена заниматься только их обработкой. Эф­фективность данного воздействия тем выше, чем больше пропускная способность канала между атакующим и его целью, и тем ниже, чем больше вычислительная мощность атакуемого компьютера (число и быстродействие процессоров, объем ОЗУ и т.п.).

Такую атаку можно было предсказать еще лет двадцать назад, когда по­явилось семейство протоколов TCP/IP: ее корни находятся в самой инф­раструктуре сети Internet, в ее базовых протоколах - IP и TCP. Но каково же было наше удивление, когда выяснилось, что на информационном . WWW-сервере CERT (ComputerEmergencyResponeTeam) первое упоминание об удаленном воздействии такого рода датировано только 19 сентяб­ря 1996 года! Там эта атака носила название «TCPSYNFloodingandIPSpoofingAttacks» («наводнение» TCP-запросами с ложных IP-адресов). Другая разновидность атаки «отказ в обслуживании» состоит в передаче на атакуемый хост нескольких десятков (сотен) запросов TCP SYN в се­кунду (направленный мини-шторм TCP-запросов) на подключение к сер­веру, что может привести к временному (до 10 минут) переполнению оче­реди запросов на сервере (см. атаку К. Митника). Это происходит из-за того, что некоторые сетевые ОС обрабатывают толь­ко первые несколько запросов на подключение, а остальные игнорируют, Таким образом, получив N запросов на подключение, ОС сервера ставит их в очередь и генерирует соответственно N ответов. Затем в течение опреде­ленного промежутка времени (тайм-аут < 10 минут) сервер будет дожи­даться сообщения от предполагаемого клиента, чтобы завершить handshake и подтвердить создание виртуального канала с сервером. Если атакующий пришлет такое количество запросов на подключение, которое равно макси­мальному числу одновременно обрабатываемых сервером сообщений, то в течение тайм-аута остальные запросы будут игнорироваться и установить связь с сервером не удастся.

Мы провели ряд экспериментов с направленным штормом и направлен­ным миништормом запросов на различных по вычислительным мощнос­тям компьютерах с разными операционными системами.

Тестирование направленным штормом запросов TCPSYN, проводимое на различных сетевых ОС в экспериментальных 10-мегабитных сегментах сети, дало следующие результаты: все описанные далее атаки осуществлялись по определенной методике. Подготавливался TCP-запрос, который при помощи специально разрабо­танной собственной программы в цикле передавался в сеть с соответству­ющими задержками (вплоть до нулевой) между запросами. При этом цик­лически изменялись такие параметры запроса, как порт отправителя и значение 32-битного идентификатора SYN. IP-адрес отправителя запро­са был выбран так, чтобы, во-первых, этот хост в настоящий момент не был активен в сети и, во-вторых, чтобы соответствующий маршрутизатор, в чьей зоне ответственности находится данный хост, не присылал сообще­ния HostUnreachable (Хост недоступен). В противном случае хост, от име­ни (с IP-адреса) которого посылался запрос TCP SYN, получив «неожи­данный» ответ TCP АСК от атакуемого сервера, перешлет на него пакет TCPRST, закрывая таким образом соединение.

При передаче по каналу связи максимально возможного числа TCP-зап­росов и при нахождении кракера в одном сегменте с объектом атаки ата­куемые системы вели себя следующим образом: ОС Windows 95, установ­ленная на 486DX2-66 с 8 Мб ОЗУ, «замирала» и переставала реагировать на любые внешние воздействия (в частности, нажатия на клавиатуру); ОС Linux 2.0.0 на 486DX4-133 с 8 Мб ОЗУ также практически не функциони­ровала, обрабатывая одно нажатие на клавиатуре примерно 30 секунд. В результате к этим хостам невозможно было получить не только удален­ный, но и локальный доступ.

Не менее интересным было поведение атакуемых систем после снятия воздействия: ОС Windows 95 практически сразу же после прекращения ата­ки начала нормально функционировать; в ОС Linux 2.0.0 с 8 Мб ОЗУ, по-видимому, переполнился буфер, и более получаса система не функциони­ровала ни для удаленных, ни для локальных пользователей, а занималась только передачей ответов на полученные ранее запросы. CyberGuard сразу же после снятия воздействия стал доступным для удаленного доступа.

Если кракер находился в смежных сегментах с объектом, то во время атаки ОС Windows 95 на Pentium 100 с 16 Мб ОЗУ обрабатывала каждое нажатие с клавиатуры примерно секунду, ОС Linux 2.0.0 на Pentium 100 с 16 Мб ОЗУ практически «повисала» - одно нажатие за 30 секунд, зато после снятия воздействия нормальная работа возобновлялась.

Не нужно обманываться, считая, что ОС Windows 95 показала себя с лучшей стороны. Такой результат объясняется следующим: Windows 95 - операционная система, не имеющая FTP-сервера, а следовательно, ей не нужно было сохранять в памяти параметры передаваемого TCP-запро­са на подключение к этому серверу и дожидаться окончания handshake.

Таким образом, учитывая аппаратные средства сервера octopus.lstu (Olivetti 80286) можно без труда осуществить на него DoS атаку. Даже если локальная сеть будет загружена. Можно предположить, что и остальные сервера университета могут быть «обездвижены» таким способом. Например сервер кафедры прикладной математики: IBM 486DX66 16RAM. По аппаратной части серверы кафедры АСУ (здесь не имеется ввиду octopus.lstu) более устойчивы к DoS атаке.

Превышение максимально возможного размера IP-пакета, или PingDeath

В максимальный размер IP-пакета (65 535 байт) включаются длина IP-заголовка и длина ноля данных в IP-пакете. Так как минимальный раз­мер IP-заголовка - 20 байт (максимальный - 60), то соответственно раз­мер данных, передаваемых в одном IP-пакете, не может превышать 65 535- 20 = 65 515 байт. А что будет, если превысить это число? Тестировать свои программы на предельных критических значениях -стандартный для любого программиста ход. Подобные тесты позволяют выявить такие неприятные ошибки, как всевозможные переполнения (бу­фера, стека, переменной и т. д.). Но вернемся к IP. В принципе ничто не мешает атакующему сформиро­вать набор фрагментов, которые после сборки превысят максимально воз­можный размер IP-пакета. Собственно в этой фразе и сформулирована основная идея данной атаки.

Итак, 18 декабря 2000 года на информационном сервере СЕКТ появи­лись сообщения о том, что большинство сетевых операционных систем, поддерживающих протоколы TCP/IP, обладают следующей уязвимостью: при передаче на них IP-пакета длиной, превышающей максимально допу­стимое значение, в этих ОС переполняется буфер или переменная, в ре­зультате система «зависает» или перезагружается, то есть налицо отказ в обслуживании. Был приведен и список потенциально опасных платформ:

• Berkeley Software Design, Inc. (BSD);

• Computer Associates, Intl. (products for NCR);

• Cray Research;

• Digital Equipment Corporation;

• FreeBSD, Inc.; ' Hewlett-Packard Company;

• IBM Corporation;

• Linux Systems;

• NEC Corporation;

• Open Software Foundation (OSF);

• The Santa Cruz Operation, Inc. (SCO);

• Sun Microsystems, Inc.

Мы с удивлением прочитали этот перечень операционных систем на различных платформах, а потом принялись за эксперименты. Наше глу­бочайшее изумление вызвал тот факт, что элементарную ошибку пере­полнения буфера в модуле IP ядра ОС за почти 20 лет активного функ­ционирования протокола IP разработчики сегодняшних систем до сих пор не замечали. Поэтому мы позволили себе не поверить столь уважае­мой организации, как CERT. Но прежде чем начать эксперименты, было решено посмотреть по указанной в CERT ссылке (http://www.sophist.demon.co.uk/ping) на WWW-сервер, где экспертами прово­дились подобные исследования на различных ОС. На WWW-сервере предлагалось реализовать такое воздействие следующим образом: необ­ходимо выполнить на рабочей станции с ОС Windows 95 или WindowsNT следующую команду: ping -l 65527 victim.destination.IP.address (по этой команде атака и получила свое название - PingDeath).

Так как обычный размер IP-заголовка составляет 20 байт, а размер 1СМР-заголовка - 8 байт, то подобный ICMP-пакет будет превышать максималь­но возможный размер IP-пакета на 20 байт: 65 527 +20+8-65 535 = 20.

Основываясь на приведенном расчете, эти «эксперты» декларировали, что обычной командой ping можно нарушить работоспособность практи­чески любой сетевой ОС. В завершение предлагалась следующая табли­ца тестирования различных операционных систем

(здесь она приводит­ся в сокращении), на которые данная удаленная атака якобы произвела необходимый эффект. Итак, мы начали тестирование и, честно говоря, абсолютно не удивились, когда исследуемые ОС - IRIX, AIX, VMS, SunOs, FreeBSD, Linux, WindowsNT 4.0, даже Windows 95 и WindowsforWorkGroups 3.11- абсолютно не реагировали на подобный некоррект­ный запрос, продолжая нормально функционировать. Тогда были пред­приняты специальные поиски операционной системы, которую бы дей­ствительно вывела из строя данная атака. Ей оказалась Windows 3.11 с WinQVT - эта ОС действительно «зависла».

Этим «экспертам», которым столь доверяют CERT и С1АС, мы послали запрос, где попросили прояснить возникшую ситуацию, а также уточнить сведения из вышеприведенной таблицы. В полученном нами ответе гово­рилось, что успех данной атаки зависит от многих факторов, а именно: программного и аппаратного обеспечения, установленного на компьюте­ре, и, самое главное, от фазы Луны. Как говорится, без комментариев. Для полноты картины мы хотели бы привести описание exploit, созданного для WindowsNT 4.0, задача которого, используя ping, «завесить» собственный компьютер (!). Сначала предлагалось запустить WebBrowser, затем-taskmgr (TaskManager): так PingDeath якобы лучше работает (еще не хва­тает шаманского бубна!). И наконец, требовалось запустить 18 ping-про­цессов (почему не 100?). Если вы думаете, что после всего этого ваша ОС немедленно «повиснет», то ошибаетесь! В комментариях к exploit до по­лучения эффекта предлагалось ждать примерно 10 минут, а может быть, несколько больше или несколько меньше.

Можно сделать вывод, что опасения по поводу данного воздействия ни на чем не основаны, и нам остается только назвать эту атаку очередной программистской байкой и причислить ее к разряду практически неосу­ществимых.

причины усПЕХА УДАЛЕННЫХ АТАК

«То, что изобретено одним человеком,

может быть понято другим», - сказал Холме.

А. Конан Доил. Пляшущие человечки

·Использование нестойких алгоритмов идентификации

К сожалению, взаимодействие объектов по виртуальному каналу в распре­деленной ВС не является панацеей от всех проблем, связанных с иденти­фикацией объектов РВС. ВК - необходимое, но не достаточное условие безопасного взаимодействия. Чрезвычайно важным в данном случае стано­вится выбор алгоритма идентификации при создании виртуального кана­ла. Основное требование, предъявляемое к этим алгоритмам, состоит в сле­дующем: перехват ключевой информации, которой обмениваются объекты РВС при создании ВК, не должен позволить атакующему получить итого­вые идентификаторы канала и объектов. Однако в базовых алгоритмах идентифика­ции, используемых при создании ВК в большинстве существующих сетевых ОС, это требование практически не учитывается.

·Отсутствие контроля за виртуальными каналами связи

Объекты распределенной ВС, взаимодействующие по виртуальным кана­лам, могут подвергаться типовой атаке «отказ в обслуживании». Особен­ность этого воздействия состоит в том, что, действуя абсолютно легальны­ми средствами системы, можно удаленно добиться нарушения ее работоспособности. В чем причина успеха данной атаки? В отсутствии необхо­димого контроля над соединением. При этом задача контроля распадается на две подзадачи:

• контроль за созданием соединения;

• контроль за использованием соединения.

Если пути решения второй задачи понятны - обычно соединение раз­рывается по тайм-ауту, определенному системой, - так сделано во всех из­вестных сетевых ОС (однако тут возникает серьезная проблема выбора конкретного значения тайм-аута), то контроль за созданием ВК достаточ­но сложен: в системе, где отсутствует статическая ключевая информация обо всех ее объектах, невозможно отделить ложные запросы на создание соединения от настоящих. Очевидно также, что если один субъект сетево­го взаимодействия будет иметь возможность анонимно занимать неогра­ниченное число каналов связи с удаленным объектом, то подобная систе­ма может быть полностью парализована данным субъектом. Таким образом, если лю­бой объект в распределенной системе способен анонимно послать сооб­щение от имени другого объекта (например, в Internet маршрутизаторы не проверяют IP-адрес отправителя), то в подобной распределенной ВС практически невозможен контроль за созданием виртуальных соедине­ний. Поэтому основная причина типовой угрозы «отказ в обслужива­нии» - это отсутствие приемлемого решения задачи контроля за маршру­том сообщений.

·Отсутствие возможности контролировать маршрут сообщений

Если в РВС не предусмотреть контроля за маршрутом сооб­щения, то адрес отправителя сообщения оказывается ничем не подтверж­денным. Таким образом, в системе будет существовать возможность ра­боты от имени любого объекта путем указания в заголовке сообщения чужого адреса отправителя (IPSpoofing). В подобной РВС затруднитель­но определить, откуда на самом деле пришло сообщение, а следовательно - вычислить координаты атакующего (в Internet невозможно найти ини­циатора однонаправленной удаленной атаки).

·Отсутствие полной информации об объектах РВС

В распределенной системе с разветвленной структурой, состоящей из большого числа объектов, может возникнуть ситуация, когда для доступа к определенному хосту у субъекта взаимодействия не окажется необходимой информации, то есть адреса данного объекта. Очевидно, что в системе подобного типа существует потенциальная опасность внесения ложного объекта и выдачи одного объекта за другой путем передачи ложного ответа на поисковый запрос.

·Отсутствие криптозащиты сообщений

В распределенных ВС связь между объектами системы осуществляется по виртуальным каналам связи, а следовательно, хакер имеет принципиальную возможность прослушать канал, получив несанкционированный доступ к информации, которой обмениваются по сети се абоненты. Если эта информация не зашифрована, то возникает угроза атаки типа «анализ сетевого трафика».

·Отсутствие выделенного канала связи между объектами сети Internet

Глобальная сеть не может быть построена по принципу прямой связи между объектами, поскольку для каждого объекта невозможно обеспечить вы деленный канал связи с любым другим объектом. Поэтому в Internet связь осуществляется через цепочку маршрутизаторов, а следовательно, сообщение, проходя через большое количество промежуточных подсетей, может быть перехвачено. Также к Internet подключено большое число локальных Ethernet-сетей, использующих топологию «общая шина»; в сетях с такой

топологией несложно программно осуществлять перехват сообщений.

·Недостаточные идентификация и аутентификация

В базовых протоколах обмена идентификация и аутентификация объек­тов практически отсутствуют. Так, например, в прикладных протоколах . FTP, TELNET, РОРЗ имена и пароли пользователей передаются по сети в виде открытых незашифрованных сообщений.

·Использование нестойких алгоритмов идентификации объектов при создании виртуального TCP-соединения

Как уже подчеркивалось, протокол TCP является единственным базовым протоколом транспортного уровня, в функции которого заложена защита соединения. Однако использование простейшего алгоритма идентифика­ции объектов при создании виртуального TCP-канала, особен­но при условии применения в сетевых ОС простейших времязависимых законов генерации TCP-идентификаторов (ISN), сводит на нет все попыт­ки обеспечения идентификации канала и объектов при их взаимодействии по протоколу TCP.

·Отсутствие криптозащиты сообщений

В существующих базовых протоколах семейства TCP/IP, обеспечиваю­щих взаимодействие на сетевом и транспортном уровнях, не предусмотре­на возможность шифрования сообщений, хотя очевидно, что добавить ее в протокол TCP не составляло труда. Разработчики решили переложить задачу криптозащиты на протоколы более высоких уровней, например прикладного уровня. При этом базовые протоколы прикладного уровня (FTP, TELNET, HTTP и др.) также не предусматривали никакого шифро­вания сообщений. Только не так давно появился общедоступный приклад­ной протокол SSL, встроенный в NetscapeNavigator, позволяющий как на­дежно зашифровать сообщение, так и подтвердить его подлинность. В заключение хотелось бы заметить, что все описанные выше причины, по которым возможна успешная реализация угроз безопасности РВС, делают сеть Internet небезопасной. А следовательно, все пользователи сети могут быть атакованы в любой момент.

Подведем итоги.

Учитывая все вышесказанное, я думаю, что студентам кафедры АСОИУ уже сейчас не представляется никакой сложности для несанкционированного доступа к терминалам серверов с правами администраторов (причем это не необоснованное высказывание). Другой вопрос – целесообразности всего этого. Я думаю что не стоит проверять все вышесказанное на практике в целях своей же безопасности.

В целом, вычислительная сеть университета администрируется весьма неплохо, нужно отдать должное системным администраторам. На серверах стоят последние версии операционных систем. Однако на chuck.stu.lipetsk.ru почему-то у обычных пользователей нет прав на компилирование Си программ. Почему? Может это и есть слабое звено в администрировании, или это еще одна предосторожность администратора? Хотя на tomcat.am.lstu обычным смертным разрешено…

Вообще-то взлом octopus.stu.lipetsk.ru был бы неуважением своей же кафедры. Ведь та защита которая там присутствует направлена не для того, чтобы предотвратить проникновение злоумышленника, а для элементарной защиты от неопытных пользователей.

ПРИЛОЖЕНИЕ.

В целях безопасности, приводим только фрагменты программы. Файл john.c

#include <stdio.h>

#include <string.h>

#include <stdlib.h>

#include <sys/stat.h>

#include "arch.h"

#include "misc.h"

#include "params.h"

#include "path.h"

#include "memory.h"

#include "list.h"

#include "tty.h"

#include "signals.h"

#include "idle.h"

#include "common.h"

#include "formats.h"

#include "loader.h"

#include "logger.h"

#include "status.h"

#include "options.h"

#include "config.h"

#include "bench.h"

#include "charset.h"

#include "single.h"

#include "wordlist.h"

#include "inc.h"

#include "external.h"

#include "batch.h"

#if CPU_DETECT

extern int CPU_detect();

#endif

extern struct fmt_main fmt_DES, fmt_BSDI, fmt_MD5, fmt_BF;

extern struct fmt_main fmt_AFS, fmt_LM;

extern int unshadow(int argc, char **argv);

extern int unafs(int argc, char **argv);

extern int unique(int argc, char **argv);

static struct db_main database;

static struct fmt_main dummy_format;

static void john_register_one(struct fmt_main *format)

{

if (options.format)

if (strcmp(options.format, format->params.label)) return;

fmt_register(format);

}

static void john_register_all()

{

if (options.format) strlwr(options.format);

john_register_one(&fmt_DES);

john_register_one(&fmt_BSDI);

john_register_one(&fmt_MD5);

john_register_one(&fmt_BF);

john_register_one(&fmt_AFS);

john_register_one(&fmt_LM);

if (!fmt_list) {

fprintf(stderr, "Unknown ciphertext format name requestedn");

error();

}

}

static void john_load()

{

struct list_entry *current;

umask(077);

if (options.flags & FLG_EXTERNAL_CHK)

ext_init(options.external);

if (options.flags & FLG_MAKECHARS_CHK) {

options.loader.flags |= DB_CRACKED;

ldr_init_database(&database, &options.loader);

if (options.flags & FLG_PASSWD) {

ldr_show_pot_file(&database, LOG_NAME);

database.options->flags |= DB_PLAINTEXTS;

if ((current = options.passwd->head))

do {

ldr_show_pw_file(&database, current->data);

} while ((current = current->next));

} else {

database.options->flags |= DB_PLAINTEXTS;

ldr_show_pot_file(&database, LOG_NAME);

}

return;

}

if (options.flags & FLG_STDOUT) {

ldr_init_database(&database, &options.loader);

database.format = &dummy_format;

memset(&dummy_format, 0, sizeof(dummy_format));

dummy_format.params.plaintext_length = options.length;

dummy_format.params.flags = FMT_CASE | FMT_8_BIT;

}

if (options.flags & FLG_PASSWD) {

if (options.flags & FLG_SHOW_CHK) {

options.loader.flags |= DB_CRACKED;

ldr_init_database(&database, &options.loader);

ldr_show_pot_file(&database, LOG_NAME);

if ((current = options.passwd->head))

do {

ldr_show_pw_file(&database, current->data);

} while ((current = current->next));

printf("%s%d password%s cracked, %d leftn",

database.guess_count ? "n" : "",

database.guess_count,

database.guess_count != 1 ? "s" : "",

database.password_count -

database.guess_count);

return;

}

if (options.flags & (FLG_SINGLE_CHK | FLG_BATCH_CHK))

options.loader.flags |= DB_WORDS;

else

if (mem_saving_level)

options.loader.flags &= ~DB_LOGIN;

ldr_init_database(&database, &options.loader);

if ((current = options.passwd->head))

do {

ldr_load_pw_file(&database, current->data);

} while ((current = current->next));

ldr_load_pot_file(&database, LOG_NAME);

ldr_fix_database(&database);

printf("Loaded %d password%s%s",

database.password_count,

database.password_count != 1 ? "s" : "",

database.password_count ? "" : ", exiting...");

if (database.password_count > 1) {

printf(" with ");

printf(database.salt_count != 1 ? "%d" : "no",

database.salt_count);

printf(" different salts");

}

if (database.password_count)

printf(" (%s [%s])n",

database.format->params.format_name,

database.format->params.algorithm_name);

else

putchar('n');

if ((options.flags & FLG_PWD_REQ) && !database.salts) exit(0);

}

}

static void john_init(int argc, char **argv)

{

#if CPU_DETECT

if (!CPU_detect()) {

#if CPU_REQ

fprintf(stderr, "Sorry, %s is requiredn", CPU_NAME);

error();

#endif

}

#endif

path_init(argv);

cfg_init(CFG_NAME);

status_init(NULL, 1);

opt_init(argc, argv);

john_register_all();

common_init();

sig_init(idle_yield);

john_load();

}

static void john_run()

{

if (options.flags & FLG_TEST_CHK)

benchmark_all();

else

if (options.flags & FLG_MAKECHARS_CHK)

do_makechars(&database, options.charset);

else

if (options.flags & FLG_CRACKING_CHK) {

if (!(options.flags & FLG_STDOUT)) log_init(LOG_NAME);

tty_init();

if (options.flags & FLG_SINGLE_CHK)

do_single_crack(&database);

else

if (options.flags & FLG_WORDLIST_CHK)

do_wordlist_crack(&database, options.wordlist,

(options.flags & FLG_RULES) != 0);

else

if (options.flags & FLG_INC_CHK)

do_incremental_crack(&database, options.charset);

else

if (options.flags & FLG_EXTERNAL_CHK)

do_external_crack(&database);

else

if (options.flags & FLG_BATCH_CHK)

do_batch_crack(&database);

status_print();

tty_done();

if (!(options.flags & FLG_STDOUT)) log_done();

}

}

static void john_done()

{

path_done();

check_abort();

}

int main(int argc, char **argv)

{

char *name;

#ifdef __DJGPP__

if (--argc <= 0) return 1;

if ((name = strrchr(argv[0], '/')))

strcpy(name + 1, argv[1]);

name = argv[1];

argv[1] = argv[0];

argv++;

#else

if (!argv[0])

name = "";

else

if ((name = strrchr(argv[0], '/')))

name++;

else

name = argv[0];

#endif

#ifdef __CYGWIN32__

if (strlen(name) > 4)

if (!strcmp(strlwr(name) + strlen(name) - 4, ".exe"))

name[strlen(name) - 4] = 0;

#endif

if (!strcmp(name, "john")) {

john_init(argc, argv);

john_run();

john_done();

return 0;

}

if (!strcmp(name, "unshadow"))

return unshadow(argc, argv);

if (!strcmp(name, "unafs"))

return unafs(argc, argv);

if (!strcmp(name, "unique"))

return unique(argc, argv);

fprintf(stderr, "Sorry, I can't find myselfn");

return 1;

}

Файл des_bs.c

#include <string.h>

#include "arch.h"

#include "DES_std.h"

#include "DES_bs.h"

DES_bs_combined DES_bs_all;

int DES_bs_mem_saving = 0;

extern void DES_bs_body();

void DES_bs_init()

{

int index, bit;

for (index = 0; index < 0x300; index++) {

bit = DES_K_bits[index];

bit -= bit >> 3;

DES_bs_all.Kp[index] = &DES_bs_all.K[55 - bit];

}

}

void DES_bs_set_salt(ARCH_WORD salt)

{

register int src, dst;

register ARCH_WORD mask;

mask = 1;

for (dst = 0; dst < 48; dst++) {

if (dst == 24) mask = 1;

if (salt & mask) {

if (dst < 24) src = dst + 24; else src = dst - 24;

} else src = dst;

DES_bs_all.E[dst] = &DES_bs_all.B[DES_E[src]];

DES_bs_all.E[dst + 48] = &DES_bs_all.B[DES_E[src] + 32];

mask <<= 1;

}

}

void DES_bs_clear_keys()

{

memset(DES_bs_all.K, 0, sizeof(DES_bs_all.K));

}

void DES_bs_set_key(char *key, int index)

{

register char *ptr;

register int ofs, bit;

register ARCH_WORD value;

ofs = 56;

for (ptr = key; *ptr && ofs; ptr++) {

bit = (ofs -= 7);

value = *ptr & 0x7F;

do {

DES_bs_all.K[bit++] |= (value & 1) << index;

} while (value >>= 1);

}

}

void DES_bs_crypt(int count)

{

register int bit;

register ARCH_WORD R, L;

memset(DES_bs_all.B, 0, sizeof(DES_bs_all.B));

do {

DES_bs_body();

if (!--count) break;

for (bit = 0; bit < 32; bit++) {

R = DES_bs_all.B[bit];

L = DES_bs_all.B[bit + 32];

DES_bs_all.B[bit + 32] = R;

DES_bs_all.B[bit] = L;

}

} while (1);

}

ARCH_WORD *DES_bs_get_binary(char *ciphertext)

{

static ARCH_WORD out[64];

ARCH_WORD *raw;

int bit;

int index, shift;

int value;

raw = DES_raw_get_binary(ciphertext);

out[1] = out[0] = 0;

for (bit = 0; bit < 64; bit++) {

index = bit >> 4;

/* Swap L and R here instead of doing it one more time in DES_bs_crypt() */

index ^= 2;

/* Calculate the number of one of the 16 data bits in raw[index] */

shift = ((bit & 0xC) << 1) + (bit & 3) + 1;

/* Get the bit */

value = (raw[index] >> shift) & 1;

if (DES_bs_mem_saving)

/* Memory saving: pack the bits into two words */

out[bit >> 5] |= value << (bit & 0x1F);

else

/* We either set or clear all the bits in every word */

out[bit] = value ? ~(ARCH_WORD)0 : 0;

}

return out;

}

int DES_bs_binary_hash(ARCH_WORD *binary, int count)

{

int bit, result;

if (DES_bs_mem_saving)

return (int)*binary & ((1 << count) - 1);

result = 0;

for (bit = 0; bit < count; bit++)

if (binary[bit]) result |= 1 << bit;

return result;

}

int DES_bs_get_hash(int index, int count)

{

register int bit, result;

register ARCH_WORD mask;

mask = (ARCH_WORD)1 << index;

result = 0;

for (bit = 0; bit < count; bit++)

if (DES_bs_all.B[bit] & mask) result |= 1 << bit;

return result;

}

/*

* The trick I used here allows to compare one ciphertext against all the

* DES_bs_crypt() outputs in just O(log2(ARCH_BITS)) operations.

*/

int DES_bs_cmp_all(ARCH_WORD *binary, int count)

{

register int bit;

register ARCH_WORD mask;

mask = 0;

if (DES_bs_mem_saving)

for (bit = 0; bit < ((count < 32) ? count : 32); bit++) {

mask |= DES_bs_all.B[bit] ^

((binary[0] & (1 << bit)) ? ~(ARCH_WORD)0 : 0);

if (mask == ~(ARCH_WORD)0) return 0;

}

else

for (bit = 0; bit < count; bit++) {

mask |= DES_bs_all.B[bit] ^ binary[bit];

if (mask == ~(ARCH_WORD)0) return 0;

}

return 1;

}

int DES_bs_cmp_one(ARCH_WORD *binary, int count, int index)

{

register int bit;

register ARCH_WORD mask;

if (DES_bs_mem_saving) {

for (bit = 0; bit < count; bit++)

if (((DES_bs_all.B[bit] >> index) ^

(binary[bit >> 5] >> (bit & 0x1F))) & 1) return 0;

return 1;

}

mask = (ARCH_WORD)1 << index;

for (bit = 0; bit < count; bit++)

if ((DES_bs_all.B[bit] ^ binary[bit]) & mask) return 0;

return 1;

}