Kerberos

Kerberos /kɛərbərəs/ — сетевой протокол аутентификации, позволяющий передавать данные через незащищённые сети для безопасной идентификации. Ориентирован , в первую очередь , на клиент-серверную модель и обеспечивает взаимную аутентификацию — оба пользователя через сервер подтверждают личности друг друга. Данная модель является одним из вариантов Нидхем-Шрёдер-протокола аутентификации на основе доверенной третьей стороны и его модификациях, предложенных Denning и Sacco^[1]

Причина появления

В 1983 году при поддержке консорциума производителей компьютеров был создан проект «Афина». Его основной целью являлась разработка плана по внедрению компьютеров в учебный процесс MIT и сопутствующего этому ПО. Хотя проект был образовательным, конечный результат включал несколько программных продуктов, которые широко используются и сегодня (например, X Window System).

Стандартные протоколы удаленного входа того времени отправляли свои доверительные данные по сети в открытом виде. Кроме того, ПО сервера, такое как Rlogin вслепую доверяло идентификационным данным. Таким образом, недобросовестные пользователи могли без проблем получить доступ к чужой информации. Очевидно, что возможность потери своего пароля или кражи научной работы была недопустима для академической среды.

Для решения этих проблем проектом Афина и был разработан специальный протокол — Kerberos. По аналогии с древнегреческой мифологией, этот протокол был назван в честь трёхголового пса, который защищал вход в царство Аида, — Цербера, или более точно Кербера.

Развитие протокола

Ранние версии

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

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 распределенным системам (например AFS) 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^[2], а окончательный вариант был закреплен в исходном коде эталонной реализации опубликованной MIT.

Однако, из-за ограничений на экспорт программного обеспечения использующего шифрование, наложенное американским правительством, Kerberos 4 не мог быть распространен за пределами Соединенных Штатов. Так как Kerberos 4 использовал DES шифрование, 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 нее 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^[3]) и могла свободно распространятся за пределами США.

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

Kerberos 5

С целью преодоления проблем безопасности предыдущей версии Джоном Коулом (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)
• Продвинутый 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 пятой версии под названием PKINIT (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.

Использование и распространение

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

В настоящее время множество ОС поддерживают 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)

Принцип работы

Kerberos 4

Этап аутентификации клиента

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

• Первое изменение протокола уменьшало количество сообщений пересылаемых между клиентом и сервером аутентификации.
• Второе, более существенное изменение базового протокола заключается в ведении TGT (Ticket Granting Ticket — билет для получения билета) концепции, позволяющей пользователям аутентифицироваться на несколько сервисов используя свои верительные данные только один раз.

Как результат, протокол Kerberos 4 содержит два логических компонента: Сервер аутентификации (СА) и сервер выдачи билетов (TGS — Ticket Granting Server). Обычно эти компоненты поставляются как единая программа, которая запускается на центре распределения ключей (ЦРК — 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 TGT. Затем пользователь может использовать этот TGT, для запроса дальнейших билетов на другие сервисы. В большинстве реализаций Kerberos время жизни TGT 8-10 часов. После этого клиент снова должен запросить его у СА.

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

Когда ЦРК получает AS_REQ сообщение, он проверяет, что клиент, от которого пришел запрос, существует, и его метка времени близка к локальному времени ЦРК (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, то клиенту отправляется сообщение об ошибке, и он не аутентифицируется.

В случае удачной проверки СА генерирует случайный сеансовый ключ, который будет совместно использоваться клиентом и TGS (данный ключ защищает дальнейшие запросы билетов у TGS на другие сервисы). ЦРК создает 2 копии сессионного ключа: одну для клиента и одну для TGS.

Затем ЦРК отвечает клиенту сообщением сервера аутентификации (AS_REP) зашифрованным долгосрочным ключом клиента. Которое включает TGT зашифрованный TGS ключом (TGT содержит: копию сессионного ключа для TGS, идентификатор клиента, время жизни билета, метку времени ЦРК, IP адрес клиента), копию сессионного ключа для клиента, время жизни билета и идентификатор TGS.

Этап авторизации клиента на TGS

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

При получении запроса билета от клиента, ЦРК формирует новый сессионный ключ для взаимодействия клиент/сервис. Затем отправляет ответное сообщение (TGS_REP) зашифрованное сессионным ключом полученным от СА. Это сообщение содержит новый сеансовый ключ, билет сервиса (Service ticket содержит: копию нового сессионного ключа, идентификатор клиента, время жизни билета, локальное время ЦРК, IP клиента) зашифрованный долговременным ключом сервиса, идентификатор сервиса и время жизни билета.

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

Kerberos 5

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 ЦРК 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 ЦРК выдает по требованию зашифрованный TGT любому клиенту. Важность данной проблемы так же подчеркивает то, что пользователи обычно выбирают простые пароли.

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

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

Формальное описание

Криптографические обозначения, используемые в протоколах проверки подлинности и обмена ключами

$A$	Идентифкаторы Алисы (Alice), инициатора сессии
$B$	Идентифкатор Боба (Bob), стороны, с которой устанавливается сессия
$T$	Идентифкатор Трента (Trent), доверенной промежуточной стороны
$K_A, K_B, K_T$	Открытые ключи Алисы, Боба и Трента
$K_A^{-1}, K_B^{-1}, K_T^{-1}$	Секретные ключи Алисы, Боба и Трента
$E_A, \left\{...\right\}_{K_A}$	Шифрование данных ключом Алисы, либо совместным ключом Алисы и Трента
$E_B, \left\{...\right\}_{K_B}$	Шифрование данных ключом Боба, либо совместным ключом Боба и Трента
$\left\{...\right\}_{K_B^{-1}}, \left\{...\right\}_{K_A^{-1}}$	Шифрование данных секретными ключами Алисы, Боба (цифровая подпись)
$I$	Порядковый номер сессии (для предотвращения атаки с повтором)
$K$	Случайный сеансовый ключ, который будет использоваться для симетричного шифрования данных
$E_K, \left\{...\right\}_{K}$	Шифрование данных временным сеансовым ключом
$T_A, T_B$	Метки времени, добавляемые в сообщения Алисой и Бобом соответственно
$R_A, R_B$	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:

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

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

$Trent \to \left\{ E_A \left(T_T, L, K, B\right), E_B \left(T_T, L, K, A\right) \right\} \to Alice$

Алиса генерирует сообщение из собственного идентификатора $A$ и метки времени $T_T$, после чего шифрует сообщение сеансовым ключом $K$ и посылает Бобу вместе со вторым сообщением от Трента:

$Alice \to \left\{ E_K \left(A, T_T\right), E_B \left(T_T, L, K, A\right) \right\} \to Bob$

В целях собственной аутентификации Боб шифрует модифицированную метку времени $T_T + 1$ общим сеансовым ключом $K$ и посылает её Алисе:

$Bob \to \left\{ E_K \left(T_T + 1\right) \right\} \to Alice$

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.

Подробное описание

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 хэш), 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 билетов без дополнительных запросов на применение секретного ключа пользователя.) Данный запрос содержит:
   • Идентификатор клиента, его метка времени и идентификатор сервера.
2. Если политика ЦРК требует предварительной аутентификации, то пользователь получает сообщение KRB_ERROR, в ответ на которое посылает повторный запрос, но с уже 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 клиент/TGS, идентификатор TGS и время жизни билета зашифрованные секретным ключом клиента.
   • TGT (который включает идентификатор и сетевой адрес клиента, метку времени ЦРК, период действия билета и сессионный ключ Клиент/TGS), зашифрованный секретным ключом TGS.

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

2. Получив сообщение, клиент расшифровывает свою часть для получения Сессионного Ключа Клиент/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 Клиент/TGS. Им он расшифровывает аутентификатор. Затем он генерирует сессионный ключ клиент/сервис и посылает ответ (TGS_REP) включающий:
   • Билет сервиса (который содержит ID клиента, сетевой адрес клиента, метку времени ЦРК, время действия билета и Сессионный Ключ клиент/сервис) зашифрованный секретным ключом сервиса.
   • Сессионный ключ клиент/сервис, идентификатор сервиса и время жизни билета, 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 билет сервиса полученный ранее.
   • Новый аутентификатор, зашифрованный на сессионном ключе клиент/сервис, и включающий ID клиента и метку времени.
2. Сервис расшифровывает билет 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.

PKINIT

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, ЦРК сначала проверяет достоверность сертификата пользователя, а затем электронную подпись (используя полученный открытый ключ пользователя). После этого ЦРК проверяет локальное время, присланное в запросе (для защиты от повторов).
4. Удостоверившись в подлинности клиента, ЦРК формирует ответ (AS_REP), в котором в отличие от стандартной версии, сеансовый ключ зашифровывается открытым ключом пользователя. Кроме того ответ содержит сертификат ЦРК и подписывается его закрытым ключом (аналогично запросу клиента).
5. Получив ответ, пользователь проверяет подпись ЦРК и расшифровывает свой сеансовый ключ (используя свой закрытый)

Дальнейшие этапы происходят согласно стандартному описанию Kerberos V5.

См. также

В Википедии есть портал «Свободное программное обеспечение»

• Технология единого входа
• Identity management
• SPNEGO
• S/Key
• SRP (Secure remote password protocol)
• GSS-API (Generic Security Services Application Program Interface)
• Host Identity Protocol (HIP)

Примечания

1. ↑ Timestamps in Key Distribution Protocols
2. ↑ технический план проекта Афина
3. ↑ История названия E-Bones
4. ↑ Kerberos Version 4 End of Life Announcement

Литература

• Шнайер Б. Глава 3. Основные протоколы. Протокол Kerberos // Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си = Applied Cryptography. Protocols, Algorithms and Source Code in C. — М.: Триумф, 2002. — С. 81. — 816 с. — 3000 экз. — ISBN 5-89392-055-4
• Шнайер Б. Глава 24. Примеры практических реализаций. Протокол KERBEROS // Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си = Applied Cryptography. Protocols, Algorithms and Source Code in C. — М.: Триумф, 2002. — С. 627—633. — 816 с. — 3000 экз. — ISBN 5-89392-055-4
• Jason Garman 1-3 // Kerberos:The Definitive Guide. — 2003. — ISBN 0-596-00403-6

Ссылки

• http://www.ixbt.com/comm/kerberos5.shtml
• http://www.oszone.net/4188/Kerberos
• RFC 4120
• RFC 4556