Перебор по словарю

Эта статья находится на начальном уровне проработки, в одной из её версий выборочно используется текст из источника, распространяемого под свободной лицензией
Материал из энциклопедии Руниверсалис
(перенаправлено с «Атака по словарю»)

Перебор по словарю (англ. dictionary attack) — атака на систему защиты, использующая метод полного перебора (англ. brute-force) предполагаемых паролей, используемых для аутентификации, осуществляемого путём последовательного пересмотра всех слов (паролей в чистом виде или их зашифрованных образов) определённого вида и длины из словаря с целью последующего взлома системы и получения доступа к секретной информации.[1] Данное мероприятие, в большинстве случаев, имеет негативный характер, противоречащий моральным и законодательным нормам.

Перебор по словарю и сложность пароля

С точки зрения теории вероятностей, выбор пароля детерминирован и закономерен. В качестве пароля могут выступать: дата рождения, имя, предмет, набор цифр, последовательность близко расположенных на клавиатуре букв. В общем случае происходит конкатенация вышеперечисленного.

Результатом данных допущений становится тот факт, что предопределенность в выборе пароля играет ключевую роль в выборе алгоритмов, на которых основан метод перебора по словарю.

Различают два вида атак:

  • Online: атаки, в которых единственным способом для атакующего проверить, является ли данный пароль корректным, есть взаимодействие с сервером.
  • Offline: атаки, когда атакующий имеет возможность проверить все допустимые пароли, не нуждаясь при этом в обратной связи с сервером.

Возможно вычислить оценку надежности пароля, в частности, определить долю успешных атак по словарю. Вероятностная оценка успеха может определяться как отношение количества взломанных паролей при атаке по словарю к общему числу попыток.

Исторические сведения

Использование Интернет-червя (англ. Internet Worm) в 1988 г. предоставляет хорошо документированный случай взлома паролей.[2] Интернет-червь пытался взломать пароли, работая с серией словарей. На первом этапе атаки было использовано множество слов, содержащее имена пользователей, взятых из файла паролей системы Unix. Если это не имело успеха, использовался внутренний словарь 432 общепринятых, используемых в Интернет-жаргоне, слов. Если второй этап не имел успеха, использовался Unix словарь, состоящий из 24474 слов. Червь также проверял на пустой пароль. Сайты, на которые производилась атака, сообщили, что около 50 % паролей было успешно взломано, используя данную стратегию.

Следующим шагом стала работа Даниэля Кляйна (англ. Daniel Klein).[3] Чтобы предоставить свои результаты, он собрал шифрованные файлы паролей системы Unix. Эта коллекция содержала примерно 15000 различных пар имя пользователя/пароль (англ. login/password). Кляйн сконструировал серию словарей и набор механизмов, позволяющих осуществлять перестановки. Предоставленный им словарь состоял из приблизительно 60000 пунктов. Этот лист включал в себя имена, места, вымышленные ссылки, библейские термины, выражения из поэм У. Шекспира и т. д. После применения стратегии перестановки (использование заглавных букв, очевидные замены, перестановки цифр), он получил пространство паролей, более чем из 3.3 млн возможностей. Использование этого словаря помогло Кляйну взломать 24,2 % всех паролей на определённых серверах.

В 1991—1992 гг. Евгению Спаффорду[англ.] (англ. Eugene Spafford) удалось построить, основываясь на статистике, словарь, с помощью которого поддались взлому 20 % паролей на выбранных серверах.[4]

В 2000 г. команда исследователей из университета Кембридж провела исследование, в ходе которого была произведена атака на 195 хешированных паролей, из которых 35 % были успешно взломаны.[5]

Таблица: Процент паролей найденных в ходе систематических исследований
Исследователь(и) / проект Время Паролей проверено Процент нахождения, [%]
Интернет-червь[2] 1988 тысячи ~50
Исследование Кляйна[3] 1990 15000 24.2
Исследование Спаффорда[англ.][4] 1992 13787 20.0
Исследователи из университета Кембридж[5] 2000 195 35.0

Основные принципы построения словаря

В большинстве паролей наблюдается фонетическое сходство со словами естественного (английского) языка; причина этому заключается в простоте запоминания такого рода информации о данном пароле. Это свойство учитывается в «Марковских фильтрах», основанных на цепи Маркова, которая является стандартной техникой в обработке естественного языка. Наличие неалфавитных символов в пароле можно интерпретировать как применение конечного автомата к определённому набору элементов.

Марковские фильтры

Алфавитный пароль, сгенерированный человеком, неравномерно распределен в пространстве алфавитных последовательностей. Данное условие может быть учтено с большой точностью в «Марковских фильтрах» нулевого и первого порядка:[6]

  1. нулевой порядок модели Маркова: каждый символ генерируется в соответствии со своим вероятностным распределением и независимо от предыдущих символов.
  2. первый порядок модели Маркова: каждой диграмме (упорядоченной паре) символов присваивается вероятность и каждый символ порождается в условной зависимости от предыдущего.

Математически,

нулевой порядок модели Маркова:

[math]\displaystyle{ P(\alpha) = \prod_{x \in \alpha} \nu(x), }[/math]

первый порядок модели Маркова:

[math]\displaystyle{ P(x_1 x_2 \ldots x_n) = \nu(x_1) \prod_{i = 1}^{n - 1} \nu(x_{i + 1} \mid x_i), }[/math]

где [math]\displaystyle{ P(\cdot) }[/math] — вероятность распределения последовательности символов, [math]\displaystyle{ x_i }[/math] — символ данной последовательности, [math]\displaystyle{ \nu }[/math] — частота индивидуального символа или диграммы в тексте.

Для устранения маловероятных строк в словаре применяется дискретизация вероятностей — вводится двухуровневая система с порогом [math]\displaystyle{ \theta }[/math]:

нулевой порядок модели Маркова:

[math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta} = \{ \alpha : \prod_{x \in \alpha} \nu(x) \ge \theta \}, }[/math]

первый порядок модели Маркова:

[math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta} = \{ x_1 x_2 \ldots x_n : \nu(x_1) \prod_{i = 1}^{n - 1} \nu(x_{i + 1} \mid x_i) \ge \theta \}. }[/math]

Замечания

  1. модель Маркова первого порядка показывает лучшие результаты (дает больший процент взлома) по отношению к модели Маркова нулевого порядка. Исключение составляют случаи, когда стратегия выбора пароля использует сокращения, состоящие из первых букв каждого слова в абстрактном предложении;
  2. распределение частот появления букв в пароле зависит от конкретного языка, для которого составляется словарь (обобщением данного метода является комбинация предполагаемых языков для создания пароля).

Фильтры, использующие конечные автоматы

Для создания конечных автоматов вводятся некоторые ограничения и предположения по отношению к взламываемому паролю:

  1. в алфавитно-цифровом пароле все цифры расположены в конце;
  2. первая буква в алфавитном пароле наиболее вероятно заглавная, по сравнению с остальными;
  3. в алфавитном пароле количество строчных букв больше, чем заглавных.

Детерминированные конечные автоматы являются идеальными средствами для выражений с предложенными ограничениями.[6]

Первым этапом построения словаря, основанного на конечных автоматах, является создание последовательности регулярных выражений (\"нижний регистр", \"заглавная буква расположена перед строчными", \"все заглавные расположены перед строчными" и т. д.).

Словарь определяется как множество слов, которые соответствуют Марковским фильтрам и конечному числу регулярных выражений, примененных к ним

[math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta, \left \langle M_i \right \rangle} = \{ \alpha : \prod_{x \in \alpha} \nu(x) \ge \theta, \, \exists i : M_i \ni \alpha \}. }[/math]

Алгоритмы

Модифицированный словарь модели Маркова нулевого порядка

Используемый для построения словаря алгоритм немного отличается от Марковского фильтра нулевого уровня (в данном случае для разных длин слов в словаре будет использоваться различный порог [math]\displaystyle{ \theta }[/math]).[6]

Модифицированный словарь определяется как

[math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta, l} = \{ \alpha : | \alpha | = l, \prod_{x \in \alpha} \nu(x) \ge \theta \}. }[/math]

Перепишем фильтр (словарь) в аддитивной форме

[math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta, l} = \{ \alpha : | \alpha | = l, \sum_{x \in \alpha} \mu(x) \ge \lambda \}, }[/math]

где [math]\displaystyle{ \mu(x) = \log \nu(x),\, \lambda = \log \theta }[/math].

Пусть [math]\displaystyle{ \{ \alpha : |\alpha| = l', \prod_{x \in \alpha} \nu(x) = \theta' \} }[/math]. Тогда определим частичные словари [math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta, l, \theta', l'} = \{ \beta : \alpha \beta \in D_{\nu, \theta, l} \} }[/math]. Заметим, что [math]\displaystyle{ D_{\nu, \theta, l, \theta', l'} }[/math] определён, так как [math]\displaystyle{ \prod_{x \in \alpha \beta} \nu(x) = \prod_{x \in \alpha} \nu(x) \prod_{x \in \beta} \nu(x) = \theta' \prod_{x \in \beta} \nu(x) }[/math], поэтому не зависит от выбора [math]\displaystyle{ \alpha }[/math].

Для любого префикса, частичный словарь содержит все возможные последовательности символов, которые могут прилагаться к этому префиксу, поэтому результирующая строка удовлетворяет всем Марковским свойствам.

В общем виде частичный словарь можно записать

[math]\displaystyle{ \mid D_{\nu, \, threshold, \, total \, length, \, level, \, current \, length}\mid }[/math]

Рекурсивный алгоритм для подсчета размера частичного словаря[6] 

partial_size1(current_length, level) 
{ 
	if level >= threshold: return 0 
	if total_length = current_length: return 1 
	
	sum = 0 
	for each char in alphabet 
		sum = sum + partial_size1(current_length+1, level+mu(char)) 
	return sum 
}

Рекурсивный алгоритм нахождения ключа по словарю (берет в качестве входа индекс в пространстве ключей и возвращает соответствующий ключ)[6] 

get_key1(current_length, index, level)
{ 
	if total_length = current_length: return ""

	sum = 0 
	for each char in alphabet 
		new_level = level + mu(char) 
		// looked up from precomputed array 
		size = partial_size1[current_length+1][new_level] 
		if sum + size > index 
			// ’|’ refers to string concatenation 
			return char | get_key1(current_length+1, index-sum, new_level) 
		
		sum = sum + size

	// control cannot reach here 
	print "index larger than keyspace size"; exit 
}

Замечания

  1. partial_size1 вычисляется только один раз (а не один раз для каждого ключа);
  2. get_key1 вычисляется в процессе криптоанализа;
  3. чтобы просмотреть все пространство ключей, необходимо запустить get_key1 с current_length = 0, и level = 0.

Словарь модели Маркова первого порядка

Как и в случае метода нулевого порядка, определяются частичные словари.

После просмотра строки в частичном словаре, необходимо побеспокоиться о последнем символе (учет диграммы и её распределения) 

partial_size2(current_length, prev_char, level) 
{ 
	if level >= threshold: return 0 
	if total_length = current_length: return 1 
	
        sum = 0 
	for each char in alphabet 
		if current_length = 0 
			new_level = mu(char) 
		else 
			new_level = level + mu(prev_char, char) 
		
		sum = sum + partial_size2(current_length+1, char, new_level) 
}

get_key2(current_length, index, prev_char, level) 
{ 
	if total_length = current_length: return ""

	sum = 0 
	for char in alphabet 
		if current_length = 0 
			new_level = mu(char) 
		else
			new_level = level + mu(prev_char, char) 
		
		size = partial_size2(current_length+1, char, new_level) 
		if sum + size > index 
			return char | get_key2(current_length+1, index-sum, char, new_level)

		sum = sum + size 
	// control cannot reach here 
	print "index larger than keyspace size"; exit 
}

Замечание

  1. использование гибридных алгоритмов дает лучшие результаты для криптоанализа методом перебора по словарю.[6]

Основные противодействия атакам по словарю

Противодействия online атакам по словарю

Существует несколько способов противостоять online атакам по словарю:

  1. задержка ответа (англ. delayed response): для предоставленной пары login/password сервер использует небольшую, специально сгенерированную задержку ответа Yes/no (например, не чаще одного ответа в секунду;
  2. блокировка учетной записи (англ. account locking): учетная запись блокируется после нескольких (заранее установленное число) неудачных попыток ввода login/password (для примера, учетная запись блокируется на час после пяти неправильных попыток ввода пароля);
  3. использование Proof-of-Work;
  4. использование соли и медленных хеш-функций на стороне клиента.

Замечания

  1. данные меры, в большинстве случаев, предотвращают атаку по словарю и сопутствующий взлом пароля за допустимое время;
  2. данные реализации противодействия online атакам по словарю допускают долговременные блокировки пользовательских аккаунтов при правильном подборе периода атаки.

Протоколы проверки подлинности пользователей

Предполагается, что ввод верной комбинации login/password производится пользователем данной учетной записи, в то время как атака по словарю производится автоматической программой. Требуется, чтобы попытка ввода правильного пароля была «вычислительно простой» для человека, и «вычислительно сложной» для машин.

Протокол представляет собой тест, позволяющий серверу отличить человека от бота. Он был впервые предложен М. Наором (англ. Moni Naor) и называется обратный тест Тьюринга (англ. Reverse Turing test (RTT)), другое название для него CAPTCHA. Обратный Тест Тьюринга должен удовлетворять следующим условиям:[7]

  1. автоматическая генерация;
  2. простота выполнения для человека;
  3. сложность для машин;
  4. малая вероятность угадать ответ.

Тест с использованием изображений удовлетворяет всем вышеперечисленным условиям.

Протокол 1 (комбинация обратного теста Тьюринга с любой системой проверки подлинности)[8]

Пользователя просят ответить на RTT-сообщение перед началом проверки подлинности (перед вводом login/password).

Замечание

Этот метод не оптимален для больших систем, так как ввод пользователем ответа на RTT-тест каждый раз перед аутентификацией достаточно раздражительная и психологически трудная задача.[8]

Протокол 2 (пользовательский протокол входа в систему, модифицированная версия протокола 1)[8]

Если пользователь успешно вошел в систему, то сервер посылает в пользовательский компьютер cookie, которые содержат запись об аутентификации пользователя и срок валидности этого сообщения (подразумевается невозможность изменить информацию в cookie, при этом не оповестив об этом сервер. Это может быть гарантированно добавлением MAC (англ. message authentication code), который вычисляется, используя ключ, известный только серверу).

1. пользователь вводит login/password. Если его компьютер содержит cookie, предоставленные данным сервером, cookie извлекается сервером;
2. проверка подлинности login/password;
3. если login/password истинные, тогда
a. если cookie находится в состоянии валидности (проверяется по дате изменения сервером) и запись, идентифицирующая пользователя (и хранящаяся в cookie) согласуется с введенным login, то пользователь получает доступ к серверу;
b. в противном случае сервер генерирует RTT-тест и отправляет его пользователю. Пользователь получает доступ к серверу только после правильного ответа на RTT-запрос;
4. если пара login/password некорректна, то
a. с вероятностью [math]\displaystyle{ p }[/math] (где [math]\displaystyle{ 0 \le p \le 1 }[/math] это системный параметр, например [math]\displaystyle{ p = 0.05 }[/math]), пользователю предлагают пройти RTT-тест и независимо от ответа, доступ к серверу блокируется;
b. с вероятностью [math]\displaystyle{ 1 - p }[/math], немедленно блокируется соединение.

Замечания

  1. предполагается, что пользователь использует малое число компьютеров и, маловероятно, что атака будет произведена с одного из них;
  2. процесс входа в систему использует веб-браузер и cookie необходимы;
  3. алгоритм работы протокола построен так, что процесс генерации RTT-сообщения происходит только в двух случаях: при невалидной записи cookie в компьютере пользователя и при неверной паре login/password. Это позволяет разгрузить серверы, использующие данный протокол;
  4. вероятность [math]\displaystyle{ p }[/math]- есть функция пары login/password. Возможны случаи, когда для фиксированных значений login/password будут происходить или только блокировки учетной записи или только генерации RTT-сообщений при многократной ошибке.

Противодействия offline атакам по словарю

Offline атаки по словарю могут быть предотвращены или усложнены следующими способами:

  • добавления в хеширование известной величины — соли (англ. salt)
  • использование медленной хеш-функции, напр. scrypt

Аппаратная реализация

Trusted Platform Module (TPM) — представляет собой аппаратный чип, позволяющий компьютерам сохранять безопасность данных. Владение секретной информацией (далее — authData) необходимо для доступа и использования TPM-ключей.

В процессе атаки, криптоаналитик может узнать:[9]

  1. login для authData и ответ TPM на этот запрос;
  2. общий секрет[англ.] (англ. shared secret), ассоциированный с authData и ответ TPM.

Составление словарей, основанных на полученных сведениях, используется в offline атаке по словарю, с целью определить authData.

Методы борьбы — использование модифицированного криптографического метода SPEKE[англ.] (Simple Password Exponential Key Exchange), который основан на алгоритме обмена ключами Диффи-Хеллмана (позволяет двум сторонам создать общий секрет[англ.] [math]\displaystyle{ s }[/math] (англ. strong shared secret), основываясь на слабом общем секрете[англ.] [math]\displaystyle{ w }[/math] (англ. weak secret), который они разделяют).

Протокол (модифицированный криптографический метод SPEKE)

1. пользователь исполняет команду [math]\displaystyle{ d }[/math], необходимую для авторизации с authData;
2. пользовательский процесс и TPM включаются в SPEKE-протокол[англ.], используя [math]\displaystyle{ d }[/math] как слабый общий секрет[англ.] [math]\displaystyle{ w }[/math];
3. пользовательский процесс выбирает случайный [math]\displaystyle{ x }[/math] и отправляет [math]\displaystyle{ H(d)^x }[/math] к TPM, где [math]\displaystyle{ H }[/math] — хеш-функция;
4. TPM выбирает случайный [math]\displaystyle{ y }[/math] и отправляет [math]\displaystyle{ H(d)^y }[/math] пользовательскому процессу;
5. каждый из них высчитывает секрет [math]\displaystyle{ s = H(d)^{xy} }[/math];
6. [math]\displaystyle{ w }[/math] заменяется на [math]\displaystyle{ s }[/math] как HMAC-ключ.

Замечания

  1. ограничения, накладываемые на выбор [math]\displaystyle{ d, w, H, x, y }[/math] описаны в алгоритме обмена ключами Диффи-Хеллмана;
  2. выбор хеш-функции [math]\displaystyle{ H }[/math] определяется методом шифрования в криптопроцессоре (чип TPM).
  3. протокол допускает улучшения.[9]

См. также

Примечания

  1. ↑ Shirey R. Request for Comments: 4949 (англ.). — August 2007.
  2. ↑ 2,0 2,1 Spafford Eugene. The Internet Worm: Crisis and Aftermath (англ.). — Communications of the ACM, June 1989. — P. 678—687.
  3. ↑ 3,0 3,1 Daniel V. Klein. A Survey of, and Improvements to, Password Security (англ.) // USENIX Association. — 1990.
  4. ↑ 4,0 4,1 Spafford Eugene. Observing Reusable Password Choices (англ.) // USENIX Association. — 31 July 1992. Архивировано 20 июля 2011 года.
  5. ↑ 5,0 5,1 Yan Jianxin, Blackwell Alan, Anderson Ross, Gran Alasdair. The memorability and security of passwords – some empirical results (англ.) / Markus Kuhn. — September 2000.
  6. ↑ 6,0 6,1 6,2 6,3 6,4 6,5 Narayanan Arvind, Shmatikov Vitaly. Fast Dictionary Attacks on Passwords Using Time-Space Tradeoff (англ.). — November 7–11, 2005.
  7. ↑ Naor Moni. Verification of a human in the loop or Identification via the Turing Test (англ.). — September 13th, 1996.
  8. ↑ 8,0 8,1 8,2 Pinkas Benny, Sander Tomas. Securing Passwords Against Dictionary Attacks (англ.).
  9. ↑ 9,0 9,1 Chen Liqun, Ryan Mark. Offline dictionary attack on TCG TPM weak authorisation data, and solution (англ.).

Ссылки

Источник — https://xn--h1ajim.xn--p1ai/index.php?title=Перебор_по_словарю&oldid=5855591