Kerberos

Ранние версии Kerberos (c 1 по 3) были созданы внутри МIT и использовались в целях тестирования. Эти реализации содержали существенные ограничения и были полезны только для изучения новых идей и выявления проблем, которые могли возникнуть во время разработки.

Kerberos 4 впервые была опубликована 24 января 1989 года. Она стала первой версией, распространяемой за пределами MIT, подготовленной для нескольких производителей, которые включили её в свои операционные системы. Кроме того, другие крупные проекты по распределённым системам (например, Andrew File System) использовали идеи Kerberos 4 для своих систем аутентификации. Основными разработчиками данной версии были Стив Миллер (Steve Miller) и Клиффорд Ньюман (Clifford Neuman).

Основы того, что должно было стать Kerberos 4, были описаны в техническом плане «Афина»[1], а окончательный вариант был закреплён в исходном коде эталонной реализации, опубликованной MIT.

Однако из-за ограничений на экспорт программного обеспечения, использующего шифрование, наложенных американским правительством, Kerberos 4 не мог быть распространён за пределами Соединённых Штатов. Так как Kerberos 4 при шифровании использовал алгоритм DES, организации за пределами США не могли по закону использовать данное программное обеспечение. В ответ на это команда разработчиков из MIT создала специальную версию Kerberos 4, исключив из неё весь код, касающийся шифрования. Данные меры позволили обойти ограничение на экспорт.

Позже Эррол Янг (Errol Young) в Университете связи Австралии (Bond University of Australia) добавил в эту версию собственную реализацию DES. Она называлась «E-Bones» (сокращение от «encrypted bones»[2]) и могла свободно распространяться за пределами США.

В 2006 году было объявлено о прекращении поддержки Kerberos 4[3].

С целью преодоления проблем безопасности предыдущей версии Джоном Колем (John Kohl) и Клиффордом Ньюманом (Clifford Neuman) была разработана 5 версия протокола, которая в 1993 году была опубликована в RFC 1510. По прошествии времени, в 2005 спецификацией начала заниматься IETF Kerberos work group. Опубликованные ими документы включают в себя:

• характеристики шифрования и контрольной суммы (RFC 3961);
• стандарт шифрования Advanced Encryption Standard (AES) (RFC 3962);
• Kerberos 5 «The Kerberos Network Authentication Service (V5)» (RFC 4120), уточняет некоторые аспекты RFC 1510, и намерен использоваться для более подробного и четкого описания;
• новое издание GSS-API спецификации «The Kerberos Version 5 Generic Security Service Application Program Interface (GSS-API) Mechanism: Version 2.» (RFC 4121).

В июне 2006 года был представлен RFC 4556 описывающий расширение для 5-й версии под названием PKINIT (англ. public key cryptography for initial authentication in Kerberos). Данный RFC описывал, как использовать асимметричное шифрование на этапе аутентификации клиента.

На следующий год (2007) MIT сформировали Kerberos Консорциум (Kerberos Consortium) по содействию дальнейшему развитию.

Распространение реализации Kerberos происходит в рамках авторского права, аналогичного правам для BSD.

В настоящее время множество ОС поддерживает данный протокол, в число которых входят:

• Windows 2000 и более поздние версии, которые используют Kerberos как метод аутентификации в домене между участниками. Некоторые дополнения к этому протоколу отражены в RFC 3244 «Microsoft Windows 2000 Kerberos Change Password and Set Password Protocols». Документ RFC 4757 описывает использование RC4 Kerberos в Windows;
• различные UNIX и UNIX подобные ОС (Apple Mac OS X, Red Hat Enterprise Linux 4, FreeBSD, Solaris, AIX, OpenVMS). При этом существует две наиболее используемые реализации с открытым исходным кодом — MIT Kerberos и Heimdal, последняя из которых была изначально создана в Швеции из-за ограничений на экспорт криптографического ПО из США.

Этап аутентификации клиента

Kerberos 4 в значительной степени основан на протоколе Нидхема-Шрёдера, но с двумя существенными изменениями.

• Первое изменение протокола уменьшало количество сообщений, пересылаемых между клиентом и сервером аутентификации.
• Второе, более существенное изменение базового протокола, заключается во введении TGT (англ. ticket granting ticket — мандат для получения мандата) концепции, позволяющей пользователям аутентифицироваться в нескольких сервисах, используя свои доверительные данные только один раз.

Как результат, протокол Kerberos 4 содержит два логических компонента:

• Сервер аутентификации (сокр. СА, англ. Authentication Server, сокр. AS)

• Сервер выдачи мандатов или разрешений (англ. Ticket Granting Server, сокр. TGS).

Обычно эти компоненты поставляются как единая программа, которая запускается на центре распределения ключей (KDC — содержит базу данных логинов/паролей для пользователей и сервисов использующих Kerberos).

Сервер аутентификации выполняет одну функцию: получает запрос, содержащий имя клиента, запрашивающего аутентификацию, и возвращает ему зашифрованный мандат для получения мандата (TGT). Затем пользователь может использовать этот мандат для запроса последующих мандатов на другие сервисы. В большинстве реализаций Kerberos время жизни TGT 8—10 часов. После этого клиент снова должен запросить его у сервера аутентификации.

Первое сообщение, отправляемое центру распределения ключей — запрос к серверу аутентификации, так же известен как AS_REQ. Это сообщение отправляется открытым текстом и содержит идентификационные данные клиента, метку времени клиента и идентификатор сервера, предоставляющего мандат (TGS).

Когда центр распределения ключей получает сообщение AS_REQ, то он проверяет, что клиент, от которого пришёл запрос, существует, и его метка времени близка к локальному времени центра (обычно ± 5 минут). Данная проверка производится не для защиты от повторов (сообщение посылается открытым текстом), а для проверки соответствия времени. Если хотя бы одна из проверок не проходит — клиенту отправляется сообщение об ошибке, и он не аутентифицируется.

В случае удачной проверки сервер аутентификации генерирует случайный сеансовый ключ, который будет совместно использоваться клиентом и cервером выдачи мандатов или разрешений (данный ключ защищает дальнейшие запросы мандатов на другие сервисы). Центр распределения ключей создает 2 копии сессионного ключа: одну для клиента и одну для сервера выдачи мандатов.

Затем центр распределения ключей отвечает клиенту сообщением сервера аутентификации (AS_REP), зашифрованным долгосрочным ключом клиента. Это сообщение включает TGT, зашифрованный TGS ключом, копию сессионного ключа для клиента, время жизни мандата и идентификатор TGS (TGT содержит: копию сессионного ключа для TGS, идентификатор клиента, время жизни мандата, метку времени центра распределения ключей (KDC), IP-адрес клиента).

Этап авторизации клиента на TGS

Когда пользователь захочет получить доступ к сервису — он подготовит сообщение для TGS_REQ, содержащее 3 части: идентификатор сервиса, копию TGT, полученную ранее, и аутентификатор (аутентификатор состоит из метки времени, зашифрованной сессионным ключом, полученным от сервера аутентификации, и служит для защиты от повторов).

При получении запроса мандата от клиента KDC формирует новый сессионный ключ для взаимодействия клиент/сервис. Затем отправляет ответное сообщение (TGS_REP), зашифрованное сессионным ключом, полученным от сервера аутентификации. Это сообщение содержит новый сеансовый ключ, мандат сервиса, зашифрованный долговременным ключом сервиса, идентификатор сервиса и время жизни мандата (содержит копию нового сессионного ключа, идентификатор клиента, время жизни мандата, локальное время центра распределения ключей, IP-адрес клиента).

Детали последнего шага — отправки мандата службы серверу приложений — не стандартизировались Kerberos 4, поэтому его реализация полностью зависит от приложения.

Kerberos 5 является развитием четвертой версии, включает всю предыдущую функциональность и содержит множество расширений. Однако с точки зрения реализации Kerberos 5 является абсолютно новым протоколом.

Основной причиной появления пятой версии являлась невозможность расширения. Со временем, атака полным перебором на DES используемом в Kerberos 4 стала актуальна, но используемые поля в сообщениях имели фиксированный размер и использовать более стойкий алгоритм шифрования не представлялось возможным.

Для решения данной проблемы было решено создать расширяемый протокол с возможностью использования на различных платформах на основе технологии ASN.1. Это позволило использовать в транзакциях различные типы шифрования. Благодаря этому была реализована совместимость с предыдущей версией. Кроме того у KDC появляется возможность выбирать наиболее безопасный протокол шифрования, поддерживаемый участвующими сторонами.

Кроме того оригинальный протокол Kerberos 4 подвержен перебору по словарю. Данная уязвимость связана с тем, что KDC выдает по требованию зашифрованный TGT любому клиенту. Важность данной проблемы также подчеркивает то, что пользователи обычно выбирают простые пароли.

Чтобы усложнить проведение данной атаки, в Kerberos 5 было введено предварительное установление подлинности. На данном этапе KDC требует, чтобы пользователь удостоверил свою личность прежде, чем ему будет выдан мандат.

За предварительную аутентификацию отвечает политика KDC, если она требуется, то пользователь при первом запросе к серверу аутентификации получит сообщение KRB_ERROR. Это сообщение скажет клиенту, что необходимо отправлять AS_REQ запрос со своими данными для установления подлинности. Если KDC не опознает их, то пользователь получит другое сообщение KRB_ERROR, сообщающее об ошибке, и TGT не будет выдан.

Криптографические обозначения, используемые в протоколах проверки подлинности и обмена ключами

${\displaystyle A}$	Идентификаторы Алисы (Alice), инициатора сессии
${\displaystyle B}$	Идентификатор Боба (Bob), стороны, с которой устанавливается сессия
${\displaystyle T}$	Идентификатор Трента (Trent), доверенной промежуточной стороны
${\displaystyle K_{A},K_{B},K_{T}}$	Открытые ключи Алисы, Боба и Трента
${\displaystyle K_{A}^{-1},K_{B}^{-1},K_{T}^{-1}}$	Секретные ключи Алисы, Боба и Трента
${\displaystyle E_{A},\left\{...\right\}_{K_{A}}}$	Шифрование данных ключом Алисы, либо совместным ключом Алисы и Трента
${\displaystyle E_{B},\left\{...\right\}_{K_{B}}}$	Шифрование данных ключом Боба, либо совместным ключом Боба и Трента
${\displaystyle \left\{...\right\}_{K_{B}^{-1}},\left\{...\right\}_{K_{A}^{-1}}}$	Шифрование данных секретными ключами Алисы, Боба (цифровая подпись)
${\displaystyle I}$	Порядковый номер сессии (для предотвращения атаки с повтором)
${\displaystyle K}$	Случайный сеансовый ключ, который будет использоваться для симметричного шифрования данных
${\displaystyle E_{K},\left\{...\right\}_{K}}$	Шифрование данных временным сеансовым ключом
${\displaystyle T_{A},T_{B}}$	Метки времени, добавляемые в сообщения Алисой и Бобом соответственно
${\displaystyle R_{A},R_{B}}$	Случайные числа (nonce), которые были выбраны Алисой и Бобом соответственно

Протокол использует только симметричное шифрование и предполагает, что у каждого корреспондента (Алисы и Боба) есть общий секретный ключ с третьей доверенной стороной (Трентом).

Алиса направляет доверенной стороне (Тренту) свой идентификатор и Боба:

${\displaystyle Alice\to \left\{A,B\right\}\to Trent}$

Трент генерирует два сообщения. Первое включает метку времени ${\displaystyle T_{T}}$, время жизни ключа ${\displaystyle L}$, новый сеансовый ключ для Алисы и Боба ${\displaystyle K}$ и идентификатор Боба ${\displaystyle B}$. Это сообщение шифруется общим ключом Алисы и Трента. Второе сообщение содержит то же самое, кроме идентификатора — он заменён на идентификатор Алисы ${\displaystyle A}$. Само сообщение шифруется общим ключом Трента и Боба:

${\displaystyle Trent\to \left\{E_{A}\left(T_{T},L,K,B\right),E_{B}\left(T_{T},L,K,A\right)\right\}\to Alice}$

Алиса генерирует сообщение из собственного идентификатора ${\displaystyle A}$ и метки времени ${\displaystyle T_{T}}$, после чего шифрует сообщение сеансовым ключом ${\displaystyle K}$ и посылает Бобу вместе со вторым сообщением от Трента:

${\displaystyle Alice\to \left\{E_{K}\left(A,T_{T}\right),E_{B}\left(T_{T},L,K,A\right)\right\}\to Bob}$

В целях собственной аутентификации Боб шифрует модифицированную метку времени ${\displaystyle T_{T}+1}$ общим сеансовым ключом ${\displaystyle K}$ и посылает её Алисе:

${\displaystyle Bob\to \left\{E_{K}\left(T_{T}+1\right)\right\}\to Alice}$

Важным предположением является синхронизированность часов всех участников протокола. Однако на практике используется синхронизация с точностью до нескольких минут с запоминанием истории передач (с целью обнаружения повтора) в течение некоторого времени.

Схема работы Kerberos 5

Схема работы Kerberos 5 в настоящее время происходит следующим образом:

Вход пользователя в систему:

1. Пользователь вводит имя и пароль на клиентской машине.
2. Клиентская машина выполняет над паролем одностороннюю функцию (обычно хеш), и результат становится секретным ключом клиента/пользователя.

Аутентификация клиента:

1. Клиент отсылает запрос (AS_REQ) на СА для получения аутентификационных верительных данных и последующего их предоставления TGS серверу (впоследствии он будет их использовать для получения мандатов без дополнительных запросов на применение секретного ключа пользователя.) Данный запрос содержит:
   • Идентификатор клиента, его метка времени и идентификатор сервера.
2. Если политика KDC требует предварительной аутентификации, то пользователь получает сообщение KRB_ERROR, в ответ на которое посылает повторный запрос, но уже c данными для установления подлинности.
3. СА проверяет, есть ли такой клиент в базе. Если есть, то назад СА отправляет сообщение (AS_REP), включающее:
   • Сессионный ключ клиента или TGS, идентификатор TGS и время жизни мандата, зашифрованные секретным ключом клиента.
   • TGT (который включает идентификатор и сетевой адрес клиента, метку времени KDC, период действия мандата и сессионный ключ клиента или TGS), зашифрованный секретным ключом TGS.

Если же нет, то клиент получает новое сообщение, говорящее о произошедшей ошибке.

1. Получив сообщение, клиент расшифровывает свою часть для получения Сессионного Ключа клиента или TGS. Этот сессионный ключ используется для дальнейшего обмена с сервером TGS. (Важно: Клиент не может расшифровать TGT, так как оно зашифровано секретным ключом TGS) В этот момент у пользователя достаточно данных, чтобы авторизоваться на TGS.

Авторизация клиента на TGS:

1. Для запроса сервиса клиент формирует запрос на TGS (TGS_REQ) содержащий следующие данные:
   • TGT, полученный ранее и идентификатор сервиса.
   • Аутентификатор (составленный из ID клиента и временного штампа), зашифрованный на Сессионном Ключе Клиент/TGS.
2. После получения TGS_REQ, TGS извлекает из него TGT и расшифровывает его используя секретный ключ TGS. Это дает ему сессионный ключ клиента или TGS. Им он расшифровывает аутентификатор. Затем он генерирует сессионный ключ клиент/сервис и посылает ответ (TGS_REP) включающий:
   • мандат сервиса (который содержит ID клиента, сетевой адрес клиента, метку времени KDC, время действия мандата и Сессионный Ключ клиент/сервис) зашифрованный секретным ключом сервиса.
   • Сессионный ключ клиент/сервис, идентификатор сервиса и время жизни мандата, зашифрованные на сессионном ключе Client/TGS.

Запрос сервиса клиентом:

1. После получения TGS_REP, у клиента достаточно информации для авторизации на сервисе. Клиент соединяется с ним и посылает сообщение содержащее:
   • Зашифрованный мандат сервиса полученный ранее.
   • Новый аутентификатор, зашифрованный на сессионном ключе клиент/сервис, и включающий ID клиента и метку времени.
2. Сервис расшифровывает мандат используя свой секретный ключ и получает сессионный ключ клиент/сервис. Используя новый ключ, он расшифровывает аутентификатор и посылает клиенту следующее сообщение для подтверждения готовности обслужить клиента и показать, что сервер действительно является тем, за кого себя выдает:
   • Метку времени, указанную клиентом + 1, зашифрованную на сессионном ключе клиент/сервис.
3. Клиент расшифровывает подтверждение, используя сессионный ключ клиент/сервис и проверяет, действительно ли метка времени корректно обновлена. Если это так, то клиент может доверять серверу и может начать посылать запросы на сервер.
4. Сервер предоставляет клиенту требуемый сервис.

Расширение PKINIT затронуло этап предварительной аутентификации клиента, после чего она стала происходить следующим образом:

1. Пользователь идентифицируется в системе и предъявляет свой закрытый ключ.
2. Клиентская машина формирует запрос на СА (AS_REQ), в котором указывает, что будет использоваться асимметричное шифрование. Отличие данного запроса заключается в том, что он подписывается (с помощью закрытого ключа клиента) и кроме стандартной информации содержит сертификат открытого ключа пользователя.
3. Получив запрос, KDC сначала проверяет достоверность сертификата пользователя, а затем электронную подпись (используя полученный открытый ключ пользователя). После этого KDC проверяет локальное время, присланное в запросе (для защиты от повторов).
4. Удостоверившись в подлинности клиента, KDC формирует ответ (AS_REP), в котором в отличие от стандартной версии, сеансовый ключ зашифровывается открытым ключом пользователя. Кроме того ответ содержит сертификат KDC и подписывается его закрытым ключом (аналогично запросу клиента).
5. Получив ответ, пользователь проверяет подпись KDC и расшифровывает свой сеансовый ключ (используя свой закрытый).

Дальнейшие этапы происходят согласно стандартному описанию Kerberos V5.