SSL/TLS协议安全系列:CBC 模式的弱安全性介绍(一) – GoSSIP_SJTU

编辑标注: 因drops对数学符号的支持存在问题,所以部分内容采取图片的形式显示,我们会经快解决这个问题,希望见谅。

一 前言


在SSL的一些版本中,使用CBC分组模式对数据进行加密,而CBC分组模式在使用中常会出现一些问题。本文对CBC分组模式中Padding Oracle Attack做基本介绍,主要包括Padding Oracle Attack的背景知识、在多种填充模式下的攻击原理以及现实场景应用。

Padding Oracle Attack,顾名思义:Padding是“填充”,这里指在CBC分组加密模式中的填充数据;Oracle是“提示”,意指服务器返回的提示信息。Padding Oracle Attack可理解为“填充提示攻击”,是一种逻辑上的旁路攻击。简要来说,Padding Oracle Attack是指以明文分组和填充为根源,依据系统解密密文时泄露的填充信息,通过不断尝试填充字节直到获得有效填充信息,从而恢复出明文或者构造任意明文对应的密文这样一种攻击方式。利用Padding Oracle Attack,恢复一块长度为b字节的密文块,只需要平均128*b次oracle回应,而不是尝试2^k次(k指密钥长度为多少bit)。

Padding Oracle Attack最初是Serge Vaudenay在EUROCRYPT 2002会议上提出, Vaudenay介绍了CBC模式中基本的Padding Oracle Attack攻击原理;在 2010 年的 BlackHat 欧洲大会上,Juliano Rizzo 与 Thai Duong 把这种攻击应用到了一些流行的Web应用框架上,包括JavaServer Faces,Ruby on Rails 以及 ASP.NET,他们在2011年的Symposium on Security and Privacy大会上发表文章详细分析ASP.NET中的Padding Oracle问题;同年,在Pwnie Rewards中,ASP.NET的Padding Oracle漏洞被评为“最具价值的服务器漏洞”;次年,Romain Bardou和Riccardo Focardi等人发现,这种攻击对于一些安全设备同样有效;在 2014年,谷歌的安全人员又提出了针对 SSL v3协议中Padding Oracle漏洞的POODLE攻击,99%以上使用 https 服务的网站受到影响。

二 背景知识


在介绍Padding Oracle Attack原理之前,这里首先简单介绍一些相关的背景知识。

CBC(Cipher Block Chaining)分组模式

常用的对称加密算法(如AES、3DES等),一般使用分组加密模式,其中CBC是最常见的分组模式之一。CBC分组模式在对消息进行加/解密时,会根据使用的不同对称加密算法,将消息进行分块(block),每块大小可被分为16字节(AES)、8字节(3DES等)。

CBC分组模式加密流程如下图:

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CBC分组模式中引入初始化随机向量IV,使得相同明文在不同的加密次数中产生不同的密文,IV随密文一起发送给接收方。整个加密过程可以表示为:

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其中C表示密文块,P表示明文块。从加密过程中,我们可以看出,每一块明文都需要是整齐的,由于在现实中明文不一定可以整齐的分成块,因此在最后一块明文中需要加入填充(Padding)。

CBC分组模式解密流程图:

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首先每块密文经过对称算法解密成中间值,之后同前一块密文异或得到明文。解密过程可以表示为:enter image description here 根据CBC分组模式加/解密过程可以看出,假如改变C_i的任何一位,解密时会影响到P_i和P_(i+1),同时,如果有一块密文改变,也只会影响到它对应的以及之后的一块明文的内容。

几种填充方式

前面我们提到,明文信息可以是任意长度,不一定是block的整数倍,这样难免明文分组后最后一块长度不足。解决的方法就是对最后一块内容进行填充,这里我们介绍几种常见的填充规范。

  1. PKCS#5

最常见填充规范是PKCS#5,PKCS#5标准的全称是“Public-Key Cryptography Standards”,在 RFC2898里有说明。简单的说,如果最后一块明文缺少N个字节,就用N这个数填充到完整的块。我们以8字节为一块的分组模式举例:

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  1. ISO/IEC 9797-1

PKCS#5只是常用的填充标准之一,ISO/IEC也提供了两种填充的标准,分别为ISO/IEC 9797-1和ISO/IEC 10118-1,这里我们具体介绍前一种填充标准,并在后面给出对应的Padding Oracle Attack方法。

ISO/IEC 9797-1标准有三种填充方式:

第一种在明文后面全部补‘0’,直到是block size的整数倍;

第二种在明文后面紧跟着的一位补‘1’,之后补‘0’,直到是block size的整数倍;

第三种方式:

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假设分组模式每块长度为n(bit),首先右填充,在明文后面全部补充‘0’,直到n的整数倍,然后再进行左填充,(L_D)_2是未填充的明文长度(用bit表示)的二进制表示,然后在该长度左边补充‘0’直到长度为n。这种填充方式如果数据为空,仍然会有一个全‘0’的块作为填充。针对第三种填充方法,我们后面会给出对应的攻击原理。

上面介绍的两种标准,第一种是按字节填充,第二种是按位填充。除了这两种标准,还有很多其他的填充方式,比如John Black和Hector Urtubia在USENIX 2002年大会上提出的,这里我们以4字节填充为例介绍:

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XY-PAD:选取固定的X和Y,在明文最后填充一个X,之后填充足够的Y;

ESP-PAD:在明文最后填充123..n补齐;

PAIR-PAD:与XY-PAD类似,这里的X和Y不是固定值,每次随机选取;

OZ-PAD:按位填充,在明文最后填充‘1’bit,之后以‘0’补齐;

ABIT-PAD:按位填充,发送者检测明文最后一位是‘0’还是‘1’,在最后以相反的位进行填充;

ABYT-PAD:发送者检测明文最后一个字节,然后选取任意不同的字节‘Y’进行填充;

BOZ-PAD:同XY-PAD,只不过X取的是0x80,Y取0x00。

三 攻击原理


1 攻击实施条件:

Padding Oracle Attack依赖于两个假设,也就是实施攻击需要满足的先决条件:

  • 攻击者可以窃听通信,并且拦截CBC分组模式的密文。
  • 攻击者能够访问一个padding oracle O,并且能够区分返回的响应信息表示填充‘有效’或者‘无效’。

另一点是基于服务器的响应,服务器解密和验证padding时返回的不同信息:

  • 当信息解密和填充都合法时,服务器会返回类似200 OK这样的有效信息;
  • 如果解密过程中填充正确,但是消息内容不正确,也会返回200 OK;
  • 如果出现填充错误,我们就会得到一个密码学异常和一个类似 500 Internal Server Error的响应。比如JSF view states填充错误时,会返回 javax.crypto.BadPaddingException: Given final block not properly padded。这就很明显的告诉我们此时填充不正确。

由此可见,攻击者能够很容易的根据错误消息判断填充是否有效,相当于能够访问一个padding oracle。

2、如何解密

(1)PKCS#5

这里我们首先以PKCS#5填充标准为例,介绍Serge Vaudenay在EURO-CRYPT 2002上提出的Padding Oracle Attack的基本原理。

首先给出几个符号定义,‘b’表示block的字节长度,比如AES中b=16,DES中b=8;N表示明文包含的block数量;在PKCS#5中,一个block序列x1, x2,……xN填充有效,是指xN最后一个字节为0x01,或者最后两个字节为0x02,0x02,以此类推。

<1 Last Word Oracle:

Last Word Oracle,能够获得任意密文块y最后一个字节对应的明文内容。如图所示:

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当然也会出现填充为0x02,0x02或者0x03,0x03,0x03这样的情况,这时也会返回valid,此时从r的最左端一个字节更改,观察是否返回仍然为valid,如果是说明从这个字节往后都是填充,否则向右移动更改r的字节。Vaudenay给出了具体的实施过程:

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这个过程的思想就是枚举‘IV’,密文y解密的中间值不变,通过枚举r,使得异或后的明文产生变化,根据填充方式的特征以及返回的Oracle信息,判断异或后明文最后字节的内容,从而获得中间值对应字节的内容,进一步与前一密文块对应字节异或得到y的最终明文。

<2 Block Decryption Oracle

获得密文块y最后一个字节明文内容后,可以通过修改r_b的值,使得C^(-1) (y)⊕r最后一个字节值为0x02,然后枚举r_(b-1),如果得到O(r||y)=valid,说明倒数第二字节内容也为0x02,进一步得到倒数第二字节的内容,依此恢复出整个block的内容。

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以上Padding Oracle Attack攻击原理,是Vaudenay于EUROCRYPT 2002大会上提出,主要针对PKCS#5填充标准。下面介绍对于其他填充方式的Padding Oracle Attack。

(2) ISO/IEC 9797-1

ISO/IEC 9797-1第三种填充方式上面我们介绍过:

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针对ISO/IEC 9797-1第三种填充方式的Padding Oracle Attack,是Kenneth G. Paterson等在2004年CT-RSA大会上提出,攻击方式分为两个步骤:

<1 确定L_D

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第一种情况:填充完之后数据block数量q>=3(包括L_D)

在CBC分组模式中,改变密文块C_j中第i位,同时会影响解密后的明文P_(j+1)的第i位。当更改倒数第二块密文块C_(q-1)的任意一位,最后一块明文P_q对应的位也会改变。因为q>=3,所以倒数第二块不会是L_D对应的密文,L_D内容不会被修改。将更改后的密文发送给Oracle会有两种情况发生:

  • 更改到的位是原始的非填充内容。填充信息仍然是完整正确的,这时Oracle会返回valid。
  • 更改的位置是padding内容。这时根据L_D计算的填充信息会错误,Oracle返回invalid。

对于返回valid的情况,将更改位向右移动继续尝试,invalid情况,更改位向左移动,直到移动到填充有效和无效的边界,这时就可以得知填充的位数,从而计算出L_D的内容。

第二种情况:填充之后数据block数量q=2

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第三种情况:q=2, L_D=0或者L_D=n

构造enter image description here

当L_D=0时,未填充明文数据长度为3n,Oracle会返回invalid;L_D=n时,未填充明文数据长度为2n,Oracle会返回valid。从这种方法判断L_D内容。 <2>解密数据

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以上就是ISO/IEC9797-1标准第三种填充方式的解密原理。

John Black和Hector Urtubia提出的一些填充方式,可以使用类似PKCS#5的攻击方式进行解密,这里不再详细描述。

3、CBC-R

CBC-R是由John Black和Hector Urtubia 在Blackhat Europe 2010大会上提出,攻击者可以在不知道密钥K的情况下,构造任意明文对应的密文。

回顾一下CBC解密公式:enter image description here

如果攻击者获得了C_(i-1)和D_k (C_i),他就可以控制明文P_i的内容。由于攻击者目的是获得任意明文P_i对应的密文C_i,那么对C_(i-1)可以做任意更改。攻击过程如下:

  • 攻击者从截获的数据中任意选择C_i;
  • 根据前面介绍的Block Decryption Oracle方法,获得D_k (C_i );
  • 异或D_k (C_i )和P_i就可以获得C_(i-1)的内容。

用这种方法,会使P_(i-1)的内容混乱,但是依此修改C_(i-2)的值可以构造P_(i-2),依此类推构造整个密文块。具体算法如下:

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在CBC-R攻击中,会出现IV问题。攻击者在构造任意明文对应的密文时,依此类推最后需要修改C_0也就是IV的值,而在现实应用中,IV可能并不能被攻击者控制。IV在现实应用中可能有以下几种情况:

  • IV是密文的一部分,可以完全被攻击者控制;
  • IV是固定且公开的值,不能被攻击者修改;
  • IV保密且固定;
  • IV保密且会变化。

对于IV不受攻击者控制的情况,也有解决办法。

假如服务器希望收到头部(第一块明文)含有某些特定信息的数据,并且此时IV不能被控制,这时候可以牺牲中间某块数据的含义,获得有效的头部数据:

enter image description here

C_capture是攻击者截获的头部密文,这样解密后只是中间某个block失去意义。

四 现实应用


1. POODLE攻击

CVE-2014-3566描述了POODLE(Padding Oracle On Downgraded Legacy Encryption)攻击。在SSL v3.0版本中,CBC分组模式填充方式为:·······N,最后一个字节表示填充内容的长度。这种攻击利用SSL v3.0版本对数据先认证后加密的漏洞,使得攻击者可以拿到服务器返回的填充有效(无效)信息,同时攻击者可以截获修改密文,满足实施Padding Oracle Attack的先决条件,从而利用Padding Oracle Attack获取明文内容。攻击者通过控制HTTP请求的路径和主体,使需要解密的敏感信息与分组块对齐,并将对应的密文块放在密文最后,通过多次发送该请求,获得该密文块最后一个字节内容,然后修改HTTP请求的路径,移动敏感数据下一个字节到密文块边缘。依此类推获得敏感信息。

2. Lucky 13

CVE-2013-0169描述了Lucky 13攻击。简单来说,该攻击利用服务器验证HMAC产生的时间差异,进行明文恢复。当服务器检测完CBC分组模式padding时,并不马上返回Oracle,此时会计算HMAC是否正确。而在计算HMAC时,会因为明文长度不同,计算时间也不同。攻击者通过修改密文,利用HMAC计算时间不同,猜测修改后的密文对应的明文的padding内容,依此获得明文信息。

对于Padding Oracle Attack的应用场景还有很多,比如ASP.NET,JSF view states等,这些很多资料中讨论较多,这里不再详细说明。

五 防范方法


Padding Oracle Attack的实施条件中提到,攻击者需要截获修改密文内容,另外能够从服务器获取Oracle信息。在使用CBC分组模式时,如果先进行数据填充和加密,然后进行MAC完整性验证,解密之前先检测MAC,再检查padding,就不会出现padding oracle,这样就阻止了攻击者进行此类攻击。

在TLS1.2版本中,使用的是AEAD (Authenticated Encryption with Additional Data),也就是AES-GCM模式,避免了使用CBC分组模式,同时避免了类似Padding Oracle Attack攻击。

原文链接:http://drops.wooyun.org/tips/6619

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