Troca de Chaves Autenticação Autenticação e Troca de Chaves

Troca de Chaves Uma técnica de criptografia é uso de chave de sessão. Chave de sessão é assim chamada por ser utilizada uma única vez para uma comunicação particular. Chave de sessão somente existe durante a comunicação.

Troca de chaves com criptografia simétrica A deseja se comunicar com B e recebe uma chave de sessão KS . A → T : Requisição KS , IDB T → A : EKA ( KS ) || EKB ( KS ) A : DKA ( KS ) A → B : EKB ( KS ) B : DKB ( KS ) A  EKS ( m )  B

Troca de chaves com criptografia assimétrica A deseja se comunicar com B e recebe uma chave de sessão KS . A → T : Requisição KUB, IDB T → A : KUB A : Gera KS A → B : EKUB ( KS ) B : DKRB ( KS ) A  EKS ( m )  B

Protocolos Básicos Man-in-the-Middle Attack A → B : KUA M : KUA ; M → B : KUM B → A : KUB M : KUB ; M → B : KUM A → B : EKUM (m) Alice pensa que tem uma KUB M : EKUM (m) ; M : DKUM (m) ; M : m ; M :> m’ M : EKUB (m’) ; M → B : EKUB (m’) ; B : DKRB(m’) ; B : m’ B → A : EKUM (m”) Bob pensa que tem uma KUA M : EKUM (m”) ; M : DKRM (m”) ; M : m” M : EKUA (m”) ; M → A : EKUA (m”)

Man-in-the-Middle Attack Mesmo que as chaves públicas de Alice e Bob estejam armazenadas em uma base de dados, este ataque funcionará. Mallory pode interceptar a consulta de Alice na base de dados e substituir sua própria chave-pública para Bob.

Man-in-the-Middle Attack Mallory pode interceptar a consulta de Bob na base de dados e substituir sua própria chave-pública para Alice. Ou melhor ainda, Mallory pode invadir a base de dados e substituir as chaves de Alice e Bob, pela chave dele.

Man-in-the-Middle Attack Então, Mallory simplesmente espera Alice e Bob se comunicarem, intercepta e modifica mensagens capturadas de forma bem sucedida. Este Man-in-the-Middle Attack funciona bem porque Alice e Bob não tem nenhum meio para verificar que eles estão se comunicando entre eles mesmo.

Man-in-the-Middle Attack Assumindo que Mallory não causa nenhum atraso de rede notável, Alice e Bob não tem ideia que alguém situado entre eles está lendo tudo de sua supostamente comunicação secreta.

Interlock Protocol, Ron Rivest and Adi Shamir A → B : KUA B → A : KUB A : EKUB ( MA ) A → B : { EKUB ( MA ) } / 2 B : EKUA ( MB ) B → A : { EKUA ( MB ) } / 2 A → B : { EKUB ( MA ) } / 2´ B : DKRB ( 1 / 2 || 1 / 2´ ) B → A : { EKUB ( MB ) } / 2´ A : DKRA ( 1 / 2 || 1 / 2´ )

Interlock Protocol Este protocolo criado por Ron Rivest, Adi Shamir tem uma boa chance de frustar o Man-in-the-Middle Attack.

Interlock Protocol O importante ponto aqui é que metade de mensagens não tem nenhuma utilidade sem a outra metade, ela não pode ser descriptada. Bob não pode ler qualquer parte da mensagem de Alice até a etapa (6) de concatenação de duas metades.

Interlock Protocol Alice não pode ler qualquer parte da mensagem de Bob até a etapa (7), ou seja, até que Alice junte as duas metades e descriptografe com sua chave privada.

Interlock Protocol Este causa um problema para Mallory. Quando ele intercepta metade da mensagem de Alice em (3), ele não pode decriptá-la com sua chave privada e re-encriptá-la com a chave pública de Bob. Quando ele intercepta metade da mensagem de Bob em (4), ele tem o mesmo problema.

Troca de chaves e Transmissão de Mensagens B → A : KUB (ou A obtém KUB de uma base de dados de chaves) A : Gera KS A : EKS ( M ) A → B : EKS ( M ) || EKUB (KS ) B : DKRB ( KS ) B : DKS ( M )

Troca de chaves de sessão e Mensagens Compartilhadas A : Gera KS A : EKS ( M ) A → B,C,D : EKS (M) || EKUB (KS) || EKUC (KS) || EKUD (KS) B : DKRB ( KS ) B : DKS ( M ) C : DKRC ( KS ) C : DKS ( M ) D : DKRD ( KS ) D : DKS ( M )

Particionamento de Segredos T : Gera R (random bit string do tamanho de M) T : S = M  R T → A : R T → B : S Para reconstruir a mensagem M: A ^ B : M = R  S Problema: perda de R ou S

Particionamento de Segredos entre N Pessoas T : Gera R, S, T (random bit string tamanho de M) T : U = M  R  S  T T → A : R T → B : S T → C : T T → D : U A ^ B ^ C ^ D : M = R  S  T  U

Compartilhamento de Segredos Com simples uso de criptotografia assimétrica T : Gera KS T : EKS ( M ) T : M1 = EKUA ( EKUB (KS) ) : M2 = EKUA ( EKUC (KS) ) : . . . . : Mn = EKUn-1 ( EKUn (KS) ) T → A,B,C,D : EKS (M) || M1 || M2 || . . . || Mn

Compartilhamento de Segredos A,B,C,D : EKS (M) || M1 || M2 || . . . || Mn de modo que quaisquer três deles podem por seus pedaços juntos e reconstruir a mensagem M (segredo) Se C está de férias, A, B e D podem reconstruir M. Se B estiver de férias, A, C e D podem obter M. Mas, se B e C estiverem de férias, A e D não podem reconstruir M.

Esquemas de autenticação São métodos através dos quais alguém pode provar sua identidade, sem revelar conhecimentos importantes e que possam ser usados de forma maliciosa no futuro.

Protocolos Básicos Autenticação usando Hash A → S : senha Alice envia sua senha para um servidor S. S : Hash (senha) S calcula o Hash da senha recebida. S : Compara com valor Hash da senha, previamente armazenado. A lista de hash de senhas é sem utilidade, porque uma função Hash não pode ter inversa para recuperar senhas.

Ataque do Dicionário e Salt Um arquivo de senhas cifrado com uma função Hash é ainda vulnerável. Em seu tempo livre, Mallory gera 1000.000 de senhas mais comuns. Ele opera sobre todas 1000.000 destas com uma função Hash e armazena os hashes resultantes. Se cada senha tem 8 bytes, o arquivo resultante será não mais do que 8 Megabytes.

Ataque do Dicionário e Salt Mas, se Mallory furta, em um host, um arquivo de senhas criptografadas (por Hash), ele compara esse arquivo com seu arquivo de senhas possíveis criptografadas, e vê o que corresponde. Este é o ataque do dicionário que pode ser realizado. Um salt é uma string aleatória, que dificulta este ataque. Salts são concatenados com senhas, antes de serem operados com uma função Hash.

Ataque do Dicionário e Salt Então, ambos, o valor salt e o resultado da função Hash são armazenados numa base de dados no host. Se o número de valores salt é bastante grande, isto praticamente elimina o ataque do dicionário contra senhas usadas comumente, porque Mallory tem de gerar um hash para cada valor salt possivel.

Problemas de segurança Mesmo com salt, o protocolo de autenticação usando hash tem problema de segurança: quando Alice envia sua senha à S, qualquer um que tenha acesso ao caminho dos dados de Alice, poderá ler sua senha. A senha não pode ser lida antes de S calcular o hash dessa. Criptografia de chave pública pode resolver este problema.

A : DK ( V ) == NA || NB || IDB Autenticação com chave compartilhada “K” entre A e B A → B : NA B → A : NB || V = EK ( NA || NB || IDB ) A : DK ( V ) == NA || NB || IDB A → B : Q = EK ( NB || IDA ) B : DK ( Q ) == NB || IDA

Autenticação com chave compartilhada “K” entre A e B Criptografia simétrica provê alguma autenticação. Quando Bob recebe uma mensagem de Alice, criptografada com a chave compartilhada, Bob sabe que a mensagem veio de Alice. É assumido que ninguém mais conhece tal chave. Contudo, Bob não tem nenhum modo de convencer uma terceira parte (Trent). Bob não pode mostrar a mensagem a Trent e convencê-lo de que veio de Alice. Trent pode estar convencido de que a mensagem veio de Alice ou de Bob, e não tem nenhum modo para saber que veio de qual deles.

Autenticação com criptografa de chave pública (1) S  A : N N é uma string aleatória A  S : EKRA(N) || IDA S procura a chave pública de Alice, KUA , correspondente à chave privada KRA , em sua base de dados de chaves públicas. S decripta com essa chave pública DKUA(N) obtendo N. Se N corresponde ao que S enviou à A (Alice) em (1), S permitirá que Alice acesse ao sistema. A : N == DKUA ( EKRA ( N ) ) ? Se ninguém mais tem acesso à chave privada de Alice, ninguém poderá se passar por Alice.

Autenticação e Troca de Chave Estes protocolos combinam autenticação e troca de chave para resolver um problema geral: Alice e Bob estão nas extremidades opostas de uma rede e desejam se comunicar com segurança. Como pode Alice e Bob trocarem uma chave secreta e ter certeza que ele e ela estão falando entre eles, e não com o atacante Mallory ? A maioria dos protocolos assumem que Trent compartilha uma diferente chave secreta com cada participante, e que todas essas chaves estão em algum lugar antes do protocolo iniciar.

T → B : EKB ( TB || KS || IDA ) Autenticação arbitrada “T” : Wide-Mouth-Frog Protocol A → T : IDA || EKA ( TA || KS || IDB ) T → B : EKB ( TB || KS || IDA ) T é um servidor confiável. KA e KB são chaves compartilhadas com T que só servem para distribuição e não para encriptar mensagens. TA e TB são rótulos de tempo

B → T : IDB || EKB ( IDA,NA,NB ) Yahalom A → B : IDA || NA B → T : IDB || EKB ( IDA,NA,NB ) T → A : EKA ( IDB,KS,NA,NB) || EKB ( IDA,KS ) A → B : EKB ( IDA,KS ) || EKS ( NB ) B : DKB ( EKB ( IDA,KS ) ) DKS ( EKS (NB) ) A e B ficam convencidos que estão falando entre eles e não com uma terceira parte, o atacante Mallory.

Needham-Schroeder A → T : IDA || IDB || NA T → A : [ EKA ( NA || IDB || KS ) || EKB ( KS || IDA ) ] (2) A → B : EKB ( KS,IDA ) B → A : EKS ( NB ) A → B : EKS ( NB -1 ) (5)

Needham-Schroeder Protocol Tudo em torno de NA , NB , NB-1 é evitar ataques de repetição. Nestes ataques, Mallory pode registrar mensagens já transmitidas e então usá-las mais tarde em uma tentativa de subverter o protocolo.

Needham-Schroeder Protocol A presença de NA em (2) assegura a Alice que a mensagem de Trent é legítima e não uma repetição de uma resposta de uma execução prévia do protocolo. Quando Alice decifra NB e envia (NB – 1) em (5), Bob é garantido que as mensagens de Alice não são repetições de execuções prévias do protocolo.

Kerberos A → T : IDA, IDB T → A : EKA ( t || L || KS || IDB ) || EKB ( t || L || KS || IDA ) A → B : EKS ( IDA, t ) || EKB ( t || L || KS || IDA ) B → A : EKS ( t+1 )

Kerberos Variante de Needham-Schroeder. Alice e Bob compartilham chaves com Trent (KDC) Alice deseja gerar uma chave de sessão para conversação com Bob. O protocolo funciona, mas assume que todos os clocks estão sincronizados com o clock de Trent (KDC). Na prática, o efeito é obtido por sincronizar cloks dentro de poucos minutos de um servidor de tempo seguro e detectar repetições dentro de um intervalo de tempo.