Limited Entropy Dot Com Not so random thoughts on security featured by Eloi Sanfèlix

19Jul/088

Verificación de protocolos criptográfico: modelando objetivos

Posted by Eloi Sanfèlix

Seguimos con la serie de verificación de protocolos, después de los anteriores:

Ahora nos toca ver cómo completamos nuestros modelos mediante la inclusión de los objetivos del protocolo en ellos. En spi-calculus, para modelar el objetivo de confidencialidad simplemente usamos aserciones ( secrecy assertions en inglés ). Las aserciones son mecanismos que no modifican el flujo del modelo ( no influyen en la semántica operacional ) y simplemente indican que un agente espera que un determinado valor se mantenga secreto. Por ejemplo, podríamos escribir:

Pa = new s; ( secret(s) | out net {s}kab)
Pb= inp net x; decrypt x is {s}kab; secret(s)

De esta forma, se especifica que ambos agentes creen que s es un secreto.

Por otra parte, para especificar opciones de autenticidad nos valemos de aserciones de correspondencia ( correspondence assertions ). Esto simplemente significa que el agente que inicia la autenticación iniciará la aserción de correspondencia con unos parámetros, y el que la acaba la finalizará. Para que todo vaya bien, si existe una finalización debería haber existido antes una inicialización con los mismos parámetros.

Espero que se vea mejor con este ejemplo tomado de los apuntes de Cristian Haacks como una narración informal:

A begins! Send (A, m, B)
A ? S : A, {B, m}kas
S ? B : {A, m}kbs
B ends Send (A, m, B)

Así pues, decimos que es seguro si no existe la posibilidad de que se ejecute el B ends Send(A,m,B) sin que antes e haya ejecutado un A begins! Send(A,m,B). Para acabar, el ! indica que esta aserción se repite indefinidas veces, es decir que un evento begin puede corresponderse con un end repetidas veces. Un ejemplo de esto sería una firma digital, puesto que la firma se puede comprobar muchas veces y siempre será válida. Sin embargo, a veces interesa que solo se de una vez, para garantizar la frescura de la información y evitar replay attacks.

Para ello, se usan eventos inyectivos, que se modelan sin el ! y simplemente un begin puede corresponderse con un end, y nunca más. Para conseguir esto, los protocolos hacen uso de números de secuencia, nonces (number used once), timestamps o similares.

Realmente hay un poco más de chica por aquí detrás con cómo se propagan estos eventos por los canales y demás, pero vamos a dejarlo en que se considera seguro si esto ocurre, ya que en caso contrario significaría que el atacante puede forzar a B a ejecutar un end Send(A,m,B) sin que realmente A haya mandado el mensaje B, lo cual viola la autenticación.

También hay un poco más de teoría respecto a Spi-calculus y procesos seguros respecto a confidencialidad, que especifica qué procesos se pueden denominar así. Intuitivamente, son aquellos procesos en los que no existe ninguna manera de llegar a algo que escriba un secreto en un canal público mediante la semántica operacional de spi-calculus.

Ahora bien, después de este rollo, cómo nos lo montamos con ProVerif para especificar estas propiedades? Pues es bastante sencillo:

Las metas de confidencialidad, simplemente se especifican en la zona de declaraciones con una query tal que así:

query attacker: s.

Donde s es el valor que queremos que sea secreto. El problema es que ProVerif usa macros y los nombres son globales, así que si creamos dos nombres iguales en distintos procesos y hacemos una query, irá para los dos. Además, si usamos variables para las queries, siempre dará que el atacante puede obtenerlo mientras que no es necesariamente cierto.

Para este caso, lo que podemos hacer es generar un flag único y pedir a ProVerif que nos diga si el flag puede obtenerse. Por ejemplo, imaginemos la variable M que ha sido obtenida mediante tras leer de la red. Si queremos que sea secreta, deberíamos hacer algo como:

query attacker: M.
process (*otro_proceso*)|(in(net,M))

Pero entonces ProVerif nos dirá que el atacante puede obtener M, ya que es una variable. Lo que haríamos sería:

query attacker:flagM.
process (*otro_proceso*)|(in(net,M);out(M,flagM);)

En este caso, si el atacante puede conocer M podrá leer del canal M, con lo que podrá obtener el flag y la query fallará. Si no, no podrá obtener el flag y no fallará.

Por otra parte, las aserciones de correspondencia se transforman en eventos, y podemos especificar que un evento debe estar precedido por otro. Un ejemplo sacado de mis códigos de ProVerif sería:

query evinj : endSendToInit(x,y,z) ==> evinj : beginSendToInit(x,y,z).
query evinj : endSendToResp(x,y,z) ==> evinj : beginSendToResp(x,y,z).
query evinj : endAckToInit(x,y,z) ==> evinj : beginAckToInit(x,y,z).
query evinj : endAckToResp(x,y,z) ==> evinj : beginAckToResp(x,y,z).

Aquí estamos diciendo que el evento endSendToInit(x,y,z) debe estar precedido por el evento beginSendToInit(x,y,z), y lo mismo para el resto de eventos. La palabra clave evinj indica que se trata de una correspondencia inyectiva, es decir uno a uno. Si usaramos ev en su lugar se trataría de correspondencia no inyectiva, muchos a uno.

Por último, comentar que es posible especificar en ProVerif la propiedad de no interferencia ( non-interference ), que significa que un atacante no será capaz de distinguir una ejecución del protocolo de otra cambiando los valores de las variables de las que deseamos preservar dicha propiedad.

Dicho más sencillo: que no se puede obtener ninguna información de las variables, ni siquiera si son iguales o distintas de una ejecución a la otra. Por ejemplo, esto no cumpliría dicha propiedad:

P(x) = out(net,{x}k);

Puesto que si {x1}k es igual a {x2}k, entonces x1 es igual a x2. Para resolverlo usaríamos cifrado no determinístico, que simplemente añade una parte aleatoria al mensaje. Algo así:

P(x) = new n; out(net,{(x,n)}k);

De esta forma, como n es aleatorio y presumiblemente diferente cada vez, que el texto cifrado sea igual no implica que el contenido lo sea.

Para especificar esta propiedad, en ProVerif escribiremos por ejemplo:

noninterf x1,x2.

Y luego modelaremos dos procesos en paralelo, uno con x1 y otro con x2. Tras ejecutar ProVerif (que ya veremos cómo se hace en otro post) nos dirá si se puede distinguir entre ellos o no.

Esto es todo de momento... sigo dandoos el coñazo con teoría que puede que no se entienda mucho :oops:, pero en el próximo post explicaré cómo ejecutar ProVerif y un pequeño ejemplo con varias cosas juntas, y después en el siguiente analizaremos el modelo de TLS que puse hace un tiempo.

Si alguien está leyendo esto, que comente si se entiende más o menos o algo 🙂 ( Y quien lo esté leyendo es todo un campeón xD)

12Jul/080

Verificación de protocolos criptográficos: Modelado (I)

Posted by Eloi Sanfèlix

En este segundo post vamos a ver lenguajes para el modelado de protocolos criptográficos. Con la ayuda de estos lenguajes, seremos capaces de crear un modelo del protocolo para analizarlo mediante ProVerif.

Empezamos con una manera informal de definir protocolos, seguimos con spi-calculus, y finalmente vemos la sintaxis concreta de ProVerif. En el siguiente post tocará ver cómo modelamos los objetivos de los que hablamos en el post anterior, y en el último veremos paso por paso un modelo concreto.

6Jul/080

Verificación de protocolos criptográficos: Introducción

Posted by Eloi Sanfèlix

Como ya debéis saber todos los que me soleis leer, una de las asignaturas que he cursado este cuatrimestre en la TU Eindhoven se llama Verification of security protocols. Cuando posteé el modelo del protocolo de establecimiento de TLS, que era el trabajo con más peso de la asignatura (sobre un 20%), voy a intentar explicar un poco cómo verificar las propiedades de los protocolos criptográficos.

En este primer post introduciremos las principales propiedades de los protocolos y el modelo que usamos. En el próximo post veremos rápidamente cómo definir protocolos mediante narraciones informales, la sintaxis del lenguaje spi-calculus para modelado de protocolos criptográficos, y la generalización utilizada en ProVerif. Después de esto, vendrá un post sobre cómo modelar las propiedades básicas en spi y ordenar consultas en ProVerif. Finalmente, despiezaremos en un último post una parte del modelo de TLS, sin implementar ningún mensaje opcional ni
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