本文从系统管理员的角度讨论安全问题.系统管理员是管理系统的人:启动
系统,停止系统运行,安装新软件,增加新用户,删除老用户,以及完成保持系统发
展和运行的日常事务工作.
1.安全管理
安全管理主要分为四个方面:
(1)防止未授权存取:这是计算机安全最重要的问题:未被使用系统的人进入系
统.用户意识,良好的口令管理(由系统管理员和用户双方配合),登录活动
记录和报告,用户和网络活动的周期检查,这些都是防止未授权存取的关键.
(2)防止泄密:这也是计算机安全的一个重要问题.防止已授权或未授权的用户
相互存取相互的重要信息.文件系统查帐,su登录和报告,用户意识,加密都
是防止泄密的关键.
(3)防止用户拒绝系统的管理:这一方面的安全应由操作系统来完成.一个系统
不应被一个有意试图使用过多资源的用户损害.不幸的是,UNIX不能很好地
限制用户对资源的使用,一个用户能够使用文件系统的整个磁盘空间,而
UNIX基本不能阻止用户这样做.系统管理员最好用PS命令,记帐程序df和du
周期地检查系统.查出过多占用CUP的进程和大量占用磁盘的文件.
(4)防止丢失系统的完整性:这一安全方面与一个好系统管理员的实际工作(例
如:周期地备份文件系统,系统崩溃后运行fsck检查,修复文件系统,当有新
用户时,检测该用户是否可能使系统崩溃的软件)和保持一个可靠的操作系
统有关(即用户不能经常性地使系统崩溃).
本文其余部分主要涉及前两个问题,第三个问题在"安全查帐"一节讨论.
2.超级用户
一些系统管理命令只能由超级用户运行.超级用户拥有其他用户所没有的特
权,超级用户不管文件存取许可方式如何,都可以读,写任何文件,运行任何程序.
系统管理员通常使用命令: /bin/su 或以 root 进入系统从而成为超级用户.在
后面文章中以#表示应敲入必须由超级用户运行的命令,用 $表示应敲入由所有其
他用户运行的命令.
3.文件系统安全
(1)UNIX文件系统概述
UNIX文件系统是UNIX系统的心脏部分,提供了层次结构的目录和文件.文
件系统将磁盘空间划分为每1024个字节一组,称为块(block)(也有用512字节
为一块的,如:SCO XENIX).编号从0到整个磁盘的最大块数.
全部块可划分为四个部分,块0称为引导块,文件系统不用该块;块1称为专
用块,专用块含有许多信息,其中有磁盘大小和全部块的其它两部分的大小.从
块2开始是i节点表,i节点表中含有i节点,表的块数是可变的,后面将做讨论.
i节点表之后是空闲存储块(数据存储块),可用于存放文件内容.
文件的逻辑结构和物理结构是十分不同的,逻辑结构是用户敲入cat命令
后所看到的文件,用户可得到表示文件内容的字符流.物理结构是文件实际上
如何存放在磁盘上的存储格式.用户认为自己的文件是边疆的字符流,但实际
上文件可能并不是以边疆的方式存放在磁盘上的,长于一块的文件通常将分散
地存放在盘上.然而当用户存取文件时,UNIX文件系统将以正确的顺序取各块,
给用户提供文件的逻辑结构.
当然,在UNIX系统的某处一定会有一个表,告诉文件系统如何将物理结构
转换为逻辑结构.这就涉及到i节点了.i节点是一个64字节长的表,含有有关一
个文件的信息,其中有文件大小,文件所有者,文件存取许可方式,以及文件为
普通文件,目录文件还是特别文件等.在i节点中最重要的一项是磁盘地址表.
该表中有13个块号.前10个块号是文件前10块的存放地址.这10个块号能给出
一个至多10块长的文件的逻辑结构,文件将以块号在磁盘地址表中出现的顺序
依次取相应的块.
当文件长于10块时又怎样呢?磁盘地址表中的第十一项给出一个块号,这
个块号指出的块中含有256个块号,至此,这种方法满足了至多长于266块的文
件(272,384字节).如果文件大于266块,磁盘地址表的第十二项给出一个块号,
这个块号指出的块中含有256个块号,这256个块号的每一个块号又指出一块,
块中含256个块号,这些块号才用于取文件的内容.磁盘地址中和第十三项索引
寻址方式与第十二项类似,只是多一级间接索引.
这样,在UNIX系统中,文件的最大长度是16,842,762块,即17,246,988,288
字节,有幸是是UNIX系统对文件的最大长度(一般为1到2M字节)加了更实际的
限制,使用户不会无意中建立一个用完整个磁盘窨所有块的文件.
文件系统将文件名转换为i节点的方法实际上相当简单.一个目录实际上
是一个含有目录表的文件:对于目录中的每个文件,在目录表中有一个入口项,
入口项中含有文件名和与文件相应的i节点号.当用户敲入cat xxx时,文件系
统就在当前目录表中查找名为xxx的入口项,得到与文件xxx相应的i节点号,然
后开始取含有文件xxx的内容的块.
(2)设备文件
UNIX系统与边在本系统上的各种设备之间的通讯,通过特别文件来实现,
就程序而言,磁盘是文件,MODEM是文件,甚至内存也是文件.所有连接到系统上
的设备都在/dev目录中有一个文件与其对应.当在这些文件上执行I/O操作时,
由UNIX系统将I/O操作转换成实际设备的动作.例如,文件/dev/mem是系统的内
存,如果cat这个文件,实际上是在终端显示系统的内存.为了安全起见,这个文
件对普通用户是不可读的.因为在任一给定时间,内存区可能含有用户登录口
令或运行程序的口令,某部分文件的编辑缓冲区,缓冲区可能含有用ed -x命令
解密后的文本,以及用户不愿让其他人存取的种种信息.
在/dev中的文件通常称为设备文件,用ls /dev命令可以看看系统中的一
些设备:
acuo 呼叫自动拨号器
console 系统控制台
dsknn 块方式操作磁盘分区
kmem 核心内存
mem 内存
lp 打印机
mto 块方式操作磁带
rdsknn 流方式操作的磁盘分区
rmto 流方式操作的磁带
swap 交换区
syscon 系统终端
ttynn 终端口
x25 网络端口
等等
(3)/etc/mknod命令
用于建立设备文件.只有root能使用这个命令建立设备文件.其参数是文
件名,字母c或b分别代表字符特别文件或块特别文件,主设备号,次设备号.块
特别文件是像磁带,磁盘这样一些以块为单位存取数据的设备.字符特别文件
是如像终端,打印机,MODEM,或者其它任何与系统通讯时,一次传输一个字符的
设备,包括模仿对磁盘进行字符方式存取的磁盘驱动器.主设备号指定了系统
子程序(设备驱动程序),当在设备上执行I/O时,系统将调用这个驱动程序.调
用设备驱动程序时,次设备号将传递给该驱动程序(次设备规定具体的磁盘驱
动器,带驱动器,信号线编号,或磁盘分区).每种类型的设备一般都有自己的设
备驱动程序.
文件系统将主设备号和次设备号存放在i节点中的磁盘地址表内,所以没
有磁盘空间分配给设备文件(除i节点本身占用的磁盘区外).当程序试图在设
备文件上执行I/O操作时,系统识别出该文件是一个特别文件,并调用由主设备
号指定的设备驱动程序,次设备号作为调用设备驱动程序的参数.
(4)安全考虑
将设备处理成文件,使得UNIX程序独立于设备,即程序不必一定要了解正
使用的设备的任何特性,存取设备也不需要记录长度,块大小,传输速度,网络
协议等这样一些信息,所有烦人的细节由设备驱动程序去关心考虑,要存取设
备,程序只须打开设备文件,然后作为普通的UNIX文件来使用.
从安全的观点来看这样处理很好,因为任何设备上进行的I/O操作只经过
了少量的渠道(即设备文件).用户不能直接地存取设备.所以如果正确地设置
了磁盘分区的存取许可,用户就只能通过UNIX文件系统存取磁盘.文件系统有
内部安全机制(文件许可).不幸的是,如果磁盘分区设备得不正确,任何用户都
能够写一个程序读磁盘分区中的每个文件,作法很简单:读一i节点,然后以磁
盘地址表中块号出现的顺序,依次读这些块号指出的存有文件内容的块.故除
了root以外,决不要使盘分区对任何人可写.因为所有者,文件存取许可方式这
样一些信息存放于i节点中,任何人只要具有已安装分区的写许可,就能设置任
何文件的SUID许可,而不管文件的所有者是谁,也不必用chmod()命令,还可避
过系统建立的安全检查.
以上所述对内存文件mem,kmem和对换文件swap也是一样的.这些文件含有
用户信息,一个"耐心"的程序可以将用户信息提取出来.
要避免磁盘分区(以及其它设备)可读可写,应当在建立设备文件前先用
umask命令设置文件建立屏蔽值.
一般情况下,UNIX系统上的终端口对任何人都是可写的,从而使用户可以
用write命令发送信息.虽然write命令易引起安全方面的问题,但大多数用户
觉得用write得到其他用户的信息很方便,所以系统将终端设备的存取许可设
置成对所有用户可写.
/dev目录应当是755存取许可方式,且属root所有.
不允许除root外的任何用户读或写盘分区的原则有一例外,即一些程序
(通常是数据库系统)要求对磁盘分区直接存取,解决这个问题的经验的盘分区
应当由这种程序专用(不安装文件系统),而且应当告知使用这种程序的用户,
文件安全保护将由程序自己而不是UNIX文件系统完成.
(5)find命令
find命令用于搜索目录树,并对目录树上的所有文件执行某种操作,参数
是目录名表(指出从哪些起点开始搜索),还可给出一个或多个选项,规定对每
个文件执行什么操作.
find . -print 将列出当前工作目录下的目录树的每一个文件.
find / -user bob -print 将列出在系统中可找到的属于bob用户的所有
文件.
find /usr/bob -perm 666 -print 将列出/usr/bob目录树下所有存取许
可为666的文件.若将666改为-666则将列出所有具有包含了666在内
的存取许可方式的文件(如777).
find /usr/bob -type b -print 将列出/usr/bob目录树下所有块特别文
件(c为字符特别文件).
find / -user root -perm -4000 -exec ls -l {} \; 是一个较复杂一
点的命令,-exec COMMAND \;允许对所找到的每个文件运行指定的
命令COMMAND.若COMMAND中含有{},则{}将由find所找到的文件名替
换.COMMAND必须以\;结束.
以上举例介绍find的用法,各选项可组合使用以达到更强的功能.
(6)secure程序
系统管理员应当做一个程序以定期检查系统中的各个系统文件,包括检查
设备文件和SUID,SGID程序,尤其要注意检查SUID,SGID程序,检查/etc/passwd
和/etc/group文件,寻找久未登录的户头和校验各重要文件是否被修改.
(源程序清单将在今后发表)
(7)ncheck命令
用于检查文件系统,只用一个磁盘分区名作为参数,将列出i节点号及相应
的文件名.i节点相同的文件为建链文件.
注意:所列出的清单文件名与mount命令的第一个域相同的文件名前部分
将不会列出来.因为是做文件系统内部的检查,ncheck并不知道文件系统安装
点以上部分的目录.
也可用此命令来搜索文件系统中所有的SUID和SGID程序和设备文件,使用
-s选项来完成此项功能.
(8)安装和拆卸文件系统
UNIX文件系统是可安装的,这意味着每个文件系统可以连接到整个目录树
的任意节点上(根目录总是被安装上的).安装文件系统的目录称为安装点.
/etc/mount命令用于安装文件系统,用这条命令可将文件系统安装在现有
目录结构的任意处.
安装文件系统时,安装点的文件和目录都是不可存取的,因此未安装文件
系统时,不要将文件存入安装点目录.文件系统安装后,安装点的存取许可方式
和所有者将改变为所安装的文件根目录的许可方式和所有者.
安装文件系统时要小心:安装点的属性会改变!还要注意新建的文件,除非
新文件系统是由标准文件建立的,系统标准文件会设置适当的存取许可方式,
否则新文件系统的存取许可将是777!
可用-r选项将文件系统安装成只读文件系统.需要写保护的带驱动器和磁
盘应当以这种方式来安装.
不带任何参数的/etc/mount可获得系统中所安装的文件系统的有关信息.
包括:文件系统被安装的安装点目录,对应/dev中的哪个设备,只读或可读写,
安装时间和日期等.
从安全的观点来讲,可安装系统的危险来自用户可能请求系统管理员为其
安装用户自己的文件系统.如果安装了用户的文件系统,则应在允许用户存取
文件系统前,先扫描用户的文件系统,搜索SUID/SGID程序和设备文件.在除了
root外任何人不能执行的目录中安装文件系统,用find命令或secure列出可疑
文件,删除不属用户所有的文件的SUID/SGID许可.
用户的文件系统用完后,可用umount命令卸下文件系统.并将安装点目录
的所有者改回root,存取许可改为755.
(9)系统目录和文件
UNIX系统中有许多文件不允许用户写,如:/bin,/usr/bin,/usr/lbin,
/etc/passwd,/usr/lib/crontab,/unix,/etc/rc,/etc/inittab这样一些文件
和目录(大多数的系统目录),可写的目录允许移动文件,会引起安全问题.
系统管理员应经常检查系统文件和目录的许可权限和所有者.可做一个程
序根据系统提供的规则文件(在/etc/permlist文件中)所描述的文件所有者和
许可权规则检查各文件.
(源程序清单将在今后发表)
注意:如果系统的安全管理不好,或系统是新安装的,其安全程序不够高,
可以用make方式在安全强的系统上运行上述程序,将许可规则文件拷贝到新系
统来,再以设置方式在新系统上运行上述程序,就可提高本系统的安全程序.但
要记住,两个系统必须运行相同的UNIX系统版本.
4.作为root运行的程序
在UNIX系统中,有些程序由系统作为root进程运行.这些程序并不总是具有
SUID许可,因为其不少程序仅由root运行,系统管理员需要清楚这些程序做什么,
以及这些程序还将运行其它什么程序.
(1)启动系统
当某些UNIX系统(如SCO UNIX/XENIX)启动时,是以被称为单用户的方式运
行,在这种方式中普通用户不能登录,唯有的进程是init,swapper,以及一些由
系统管理员从控制台运行的进程.UNIX系统的单用户方式启动,使系统管理员
能在允许普通用户登录以前,先检查系统操作,确保系统一切正常,当系统处于
单用户方式时,控制台作为超级用户,命令揭示是"#",有些UNIX系统不要确认
超级用户口令就认可控制台是root,给出#提示符.这就可能成为一个安全问题.
(2)init进程
UNIX系统总是以某种方式或称为某种级运行,系统有若干种运行级,这些
运行级由init进程控制.
UNIX系统启动时以单用户方式运行,也叫1级或S级.
对于其他用户登录进入系统,UNIX有一种多用户运行方式,也叫2级.
init进程控制系统运行级,它读入文件/etc/inittab,该文件详细地规定
了哪些进程在哪一级运行.当root敲入init n(数字),系统就进入n级.init读
该文件以确定终止哪些进程,启动哪些进程.
有效的运行级的数值是从0到6与s.
注意:由init建立的进程以UID为0运行(root)从/etc/inittab运行的程序
也作为root运行,所以系统管理员要确保自己知道/etc/inittab中的程序做什
么工作,确保这些程序以及这些程序所在的目录直到/和/etc/inittab除root
外无人可写.
(3)进入多用户
当UNIX系统进入多用户方式时,将寝化一系列事件,接着开始执行gettys,
允许其他用户登录进入系统.如果再看看/etc/inittab文件,会看到gettys定
义在运行级2,至少三个shell程序/etc/brc,/etc/bcheckrc,/etc/rc*也定义
在运行级2.这些程序都在gettys启动前运行.
这些shell程序作为root运行,也不能仅对root可写还应当检查shell程序
运行的命令,因为这些命令也将作为root运行.
(4)shutdown命令
用shutdown命令关系统,shutdown shell程序发送警告通知所有用户离开
系统,在"给定的期限时间"到了后,就终止进程,拆卸文件系统,进入单用户方
式或关机状态.一旦进入单用户方式,所有的gettys停止运行,用户再不能登录.
进入关机状态后可将系统关电.
shutdown仅能由作为root登录的用户从系统控制台上运行.所以任何的
shutdown运行的命令仅能对root可写.
(5)系统V的cron程序
cron在UNIX系统是多用户方式时运行,根据规定的时间安排执行指定的命
令,每隔一分钟检查一次文件/usr/lib/crontab,寻找是否有应当运行的程序?
如果找到要运行的程序,就运行该程序,否则睡眠等待一分钟.
实际的/usr/lib/crontab用于根据全天的规则时间表运行程序,也可在夜
晚运行白天不愿运行怕降低其他用户速度的程序.通常由cron运行的程序是如
记帐,存文件这样的程序.cron一般在系统进入多用户后由/etc/rc启动,当
shutdown运行killall命令时便终止运行.由cron运行的程序作为root,所以应
当注意放什么程序在crontab中,还要确保/usr/lib/crontab和该表中列出的
任何程序对任何人不可写.
如果用户需要由cron执行一个程序,系统管理员可用su命令在crontab表
中建立一个入口,使用户的程序不能获得root的权限.
(6)系统V版本2之后的cron程序
在系统V版本2中,cron被修改成允许用户建立自己的crontab入口,
/usr/lib/crontab文件不再存在,由目录/usr/spool/cron/crontabs中的文件
代替.这些文件的格式与crontab相同,但每个文件与系统中的一个用户对应,
并以某用户的名义由cron运行.
如果想限制能建立crontab的用户,可在文件/usr/lib/cron/cron.allow
文件中列出允许运行crontab命令的用户.任何未列于该文件的用户不能运行
crontab.反之,若更愿意列出不允许运行crontab命令的用户,则可将他们列入
/usr/lib/cron/cron.deny文件中,未列于该文件的其他用户将被允许建立
crontab.
注意:若两个文件都存在,系统将使用cron.allow,忽略cron.deny.如果两
个文件都不存在,则只有root可运行crontab.所以,若要允许系统中的所有用
户都可运行crontab命令,应当建立一个空的cron.deny文件,如果cron.allow
也存在,则删除该文件.
这个版本的cron命令的安全程度比前一个高,因为用户只能看自己的
crontab,系统管理员也不必担心其他用户的程序是否会作为root运行,由于允
许每个系统登录用户有自己的crontab,也简化了对程序必须由cron运行,但不
必作为root运行的系统程序的处理.
必须确保root的crontab文件仅对root可写,并且该文件所在的目录及所
有的父目录也仅对root可写.
(7)/etc/profile
每当用户(包括root在内)登录时,由shell执行/etc/profile文件,应确保
这个文件以及从这个文件运行的程序和命令都仅对root可写.
5./etc/passwd文件
/etc/passwd文件是UNIX安全的关键文件之一.该文件用于用户登录时校验
用户的口令,当然应当仅对root可写.文件中每行的一般格式为:
LOGNAME:PASSWORD:UID:GID:USERINFO:HOME:SHELL
每行的头两项是登录名和加密后的口令,后面的两个数是UID和GID,接着的
一项是系统管理员想写入的有关该用户的任何信息,最后两项是两个路径名:
一个是分配给用户的HOME目录,第二个是用户登录后将执行的shell(若为空格则
缺省为/bin/sh).
(1)口令时效
/etc/passwd文件的格式使系统管理员能要求用户定期地改变他们的口令.
在口令文件中可以看到,有些加密后的口令有逗号,逗号后有几个字符和一个
冒号.如:
steve:xyDfccTrt180x,M.y8:0:0:admin:/:/bin/sh
restrict:pomJk109Jky41,.1:0:0:admin:/:/bin/sh
pat:xmotTVoyumjls:0:0:admin:/:/bin/sh
可以看到,steve的口令逗号后有4个字符,restrict有2个,pat没有逗号.
逗号后第一个字符是口令有效期的最大周数,第二个字符决定了用户再次
修改口信之前,原口令应使用的最小周数(这就防止了用户改了新口令后立刻
又改回成老口令).其余字符表明口令最新修改时间.
要能读懂口令中逗号后的信息,必须首先知道如何用passwd_esc计数,计
数的方法是: .=0 /=1 0-9=2-11 A-Z=12-37 a-z=38-63
系统管理员必须将前两个字符放进/etc/passwd文件,以要求用户定期的
修改口令,另外两个字符当用户修改口令时,由passwd命令填入.
注意:若想让用户修改口令,可在最后一次口令被修改时,放两个".",则下
一次用户登录时将被要求修改自己的口令.
有两种特殊情况:
. 最大周数(第一个字符)小于最小周数(第二个字符),则不允许用户修改
口令,仅超级用户可以修改用户的口令.
. 第一个字符和第二个字符都是".",这时用户下次登录时被要求修改口
令,修改口令后,passwd命令将"."删除,此后再不会要求用户修改口令.
(2)UID和GID
/etc/passwd中UID信息很重要,系统使用UID而不是登录名区别用户.一般
来说,用户的UID应当是独一无二的,其他用户不应当有相同的UID数值.根据惯
例,从0到99的UID保留用作系统用户的UID(root,bin,uucp等).
如果在/etc/passwd文件中有两个不同的入口项有相同的UID,则这两个用
户对相互的文件具有相同的存取权限.
6./etc/group文件
/etc/group文件含有关于小组的信息,/etc/passwd中的每个GID在本文件中
应当有相应的入口项,入口项中列出了小组名和小组中的用户.这样可方便地了
解每个小组的用户,否则必须根据GID在/etc/passwd文件中从头至尾地寻找同组
用户.
/etc/group文件对小组的许可权限的控制并不是必要的,因为系统用UID,GID
(取自/etc/passwd)决定文件存取权限,即使/etc/group文件不存在于系统中,具
有相同的GID用户也可以小组的存取许可权限共享文件.
小组就像登录用户一样可以有口令.如果/etc/group文件入口项的第二个域
为非空,则将被认为是加密口令,newgrp命令将要求用户给出口令,然后将口令加
密,再与该域的加密口令比较.
给小组建立口令一般不是个好作法.第一,如果小组内共享文件,若有某人猜
着小组口令,则该组的所有用户的文件就可能泄漏;其次,管理小组口令很费事,
因为对于小组没有类似的passwd命令.可用/usr/lib/makekey生成一个口令写入
/etc/group.
以下情况必须建立新组:
(1)可能要增加新用户,该用户不属于任何一个现有的小组.
(2)有的用户可能时常需要独自为一个小组.
(3)有的用户可能有一个SGID程序,需要独自为一个小组.
(4)有时可能要安装运行SGID的软件系统,该软件系统需要建立一个新组.
要增加一个新组,必须编辑该文件,为新组加一个入口项.
由于用户登录时,系统从/etc/passwd文件中取GID,而不是从/etc/group中
取GID,所以group文件和口令文件应当具有一致性.对于一个用户的小组,UID和
GID应当是相同的.多用户小组的GID应当不同于任何用户的UID,一般为5位数,这
样在查看/etc/passwd文件时,就可根据5位数据的GID识别多用户小组,这将减少
增加新组,新用户时可能产生的混淆.
7.增加,删除,移走用户
(1)增加用户
增加用户有三个过程:
. 在/etc/passwd文件中写入新用户的入口项.
. 为新登录用户建立一个HOME目录.
. 在/etc/group中为新用户增加一个入口项.
在/etc/passwd文件中写入新的入口项时,口令部分可先设置为NOLOGIN,
以免有人做为此新用户登录.在修改文件前,应mkdir /etc/ptmp,以免他人同
时修改此文件.新用户一般独立为一个新组,GID号与UID号相同(除非他要加入
目前已存在的一个新组),UID号必须和其他人不同,HOME目录一般设置在/usr
或/home目录下建立一个以用户登录名为名称的目录做为其主目录.
(2)删除用户
删除用户与加用户的工作正好相反,首先在/etc/passwd和/etc/group文
件中删除用户的入口项,然后删除用户的HOME目录和所有文件.
rm -r /usr/loginname 删除整个目录树.
如果用户在/usr/spool/cron/crontabs中有crontab文件,也应当删除.
(3)将用户移到另一个系统
这是一个复杂的问题,不只是拷贝用户的文件和用户在/etc/passwd文件
中的入口项.首先一个问题是用户的UID和GID可能已经用于另一个系统,若是
出现这种情况,必须给要移的用户分配另外的UID和GID,如果改变了用户的UID
和GID,则必须搜索该用户的全部文件,将文件的原UID和GID改成新的UID和GID.
用find命令可以完成这一修改:
find . -user olduid -exec chown newuid {} \;
find . -group oldgid -exec chgrp newgid {} \;
也许还要为用户移走其它一些文件:
/usr/mail/user和/usr/spool/cron/crontabs/user.
如果用户从一个不是本系统管理员的系统移来,则应对该用户的目录结构
运行程序来检查.一个不安全系统的用户,可能有与该用户其它文件存在一起
的SUID/SGID程序,而这个SUID/SGID程序属于另一个用户.在这种情况下,如果
用cpio或tar命令将用户的目录结构拷贝到本系统,SUID/SGID程序也将会拷贝
到本系统而没有任何警告信息.应当在允许用户使用新系统以前先删除这种文
件的SUID/SGID许可.总之,始终坚持检查所移用户的文件总是更安全些.也可
以用su命令进入用户的户头,再拷贝用户文件,这样文件的所有者就是该用户,
而不是root.
8.安全检查
像find和secure这样的程序称为检查程序,它们搜索文件系统,寻找出SUID/
SGID文件,设备文件,任何人可写的系统文件,设有口令的登录用户,具有相同UID
/GID的用户等等.
(1)记帐
UNIX记帐软件包可用作安全检查工具,除最后登录时间的记录外,记帐系
统还能保存全天运行的所有进程的完整记录,对于一个进程所存贮的信息包括
UID,命令名,进程开始执行与结束的时间,CPU时间和实际消耗的时间,该进程
是否是root进程,这将有助于系统管理员了解系统中的用户在干什么.acctcom
命令可以列出一天的帐目表.有明,系统中有多个记帐数据文件,记帐信息保存
在文件/usr/adm/pacct*中,/usr/adm/pacct是当前记录文件,/usr/adm/pacctn
是以前的记帐文件(n为整型数).若有若干个记帐文件要查看,可在acctcom命
令中指定文件名: acctcom /usr/adm/pacct? /usr/adm/pacct
要检查的问题的其中之一是:在acctcom的输出中查找一个用户过多的登
录过程,若有,则说明可能有人一遍遍地尝试登录,猜测口令,企图非法进入系
统.此外,还应查看root进程,除了系统管理员用su命令从终端进入root,系统
启动,系统停止时间,以及由init(通常init只启动getty,login,登录shell),
cron启动的进程和具有root SUID许可的命令外,不应当有任何root进程.
由记帐系统也可获得有关每个用户的CPU利用率,运行的进程数等统计数
据.
(2)其它检查命令
*du:报告在层次目录结构(当前工作目录或指定目录起)中各目录占用的
磁盘块数.可用于检查用户对文件系统的使用情况.
*df:报告整个文件系统当前的空间使用情况.可用于合理调整磁盘空间的
使用和管理.
*ps:检查当前系统中正在运行的所有进程.对于用了大量CPU时间的进程,
同时运行了许多进程的用户,运行了很长时间但用了很少CPU时间的
用户进程应当深入检查.还可以查出运行了一个无限制循环的后台进
程的用户,未注销户头就关终端的用户(一般发生在直接连线的终端).
*who:可以告诉系统管理员系统中工作的进展情况等等许多信息,检查用
户的登录时间,登录终端.
*su:每当用户试图使用su命令进入系统用户时,命令将在/usr/adm/sulog
文件中写一条信息,若该文件记录了大量试图用su进入root的无效操
作信息,则表明了可能有人企图破译root口令.
*login:在一些系统中,login程序记录了无效的登录企图(若本系统的
login程序不做这项工作而系统中有login源程序,则应修改login).
每天总有少量的无效登录,若无效登录的次数突然增加了两倍,则表
明可能有人企图通过猜测登录名和口令,非法进入系统.
这里最重要的一点是:系统管理没越熟悉自己的用户和用户的工作习惯,
就越能快速发现系统中任何不寻常的事件,而不寻常的事件意味着系统已被人
窃密.
(3)安全检查程序的问题
关于以上的检查方法的一个警告,若有诱骗,则这些方法中没有几个能防
诱骗.如find命令,如果碰到路径名长于256个字符的文件或含有多于200个文
件的目录,将放弃处理该文件或目录,用户就有可能利用建立多层目录结构或
大目录隐藏SUID程序,使其逃避检查(但find命令会给出一个错误信息,系统管
理员应手工检查这些目录和文件).也可用ncheck命令搜索文件系统,但它没有
find命令指定搜索哪种文件的功能.
如果定期存取.profile文件,则检查久未登录用户的方法就不奏效了.而
用户用su命令时,除非用参数-,否则su不读用户的.profile.
有三种方法可寻找久未登录的帐户:
. UNIX记帐系统在文件/usr/adm/acct/sum/login中为每个用户保留了最
后一次登录日期.用这个文件的好处是,该文件由系统维护,所以可完全
肯定登录日期是准确的.缺点是必须在系统上运行记帐程序以更新
loginlog文件,如果在清晨(午夜后)运行记帐程序,一天的登录日期可
能就被清除了.
. /etc/passwd文件中的口令时效域将能告诉系统管理员,用户的口令是
否过期了,若过期,则意味着自过期以来,户头再未被用过.这一方法的
好处在于系统记录了久未用的户头,检查过程简单,且不需要记帐系统
所需要的磁盘资源,缺点是也许系统管理员不想在系统上设置口令时效,
而且这一方法仅在口令的最大有效期(只有几周)才是准确的.
. 系统管理员可以写一个程序,每天(和重新引导系统时)扫描/etc/wtmp,
自己保留下用户最后登录时间记录,这一方法的好处是不需要记帐程序,
并且时间准确,缺点是要自己写程序.
以上任何方法都可和/usr/adm/sulog文件结合起来,查出由login或su登
录户头的最后登录时间.
如果有人存心破坏系统安全,第一件要做的事就是寻找检查程序.破坏者
将修改检查程序,使其不能报告任何异常事件,也可能停止系统记帐,删除记帐
文件,使系统管理员不能发现破坏者干了些什么.
(4)系统泄密后怎么办?
发现有人已经破坏了系统安全的时候,这时系统管理员首先应做的是面对
肇事用户.如果该用户所做的事不是蓄意的,而且公司没有关于"破坏安全"的
规章,也未造成损坏,则系统管理员只需清理系统,并留心该用户一段时间.如
果该用户造成了某些损坏,则应当报告有关人士,并且应尽可能地将系统恢复
到原来的状态.
如果肇事者是非授权用户,那就得做最坏的假设了:肇事者已设法成为root
且本系统的文件和程序已经泄密了.系统管理员应当想法查出谁是肇事者,他
造成了什么损坏?还应当对整个文件做一次全面的检查,并不只是检查SUID和
SGID,设备文件.如果系统安全被一个敌对的用户破坏了,应当采用下面的步骤:
. 关系统,然后重新引导,不要进入多用户方式,进入单用户方式.
. 安装含有本系统原始UNIX版本的带和软盘.
. 将/bin,/usr/bin,/etc,/usr/lib中的文件拷贝到一个暂存目录中.
. 将暂存目录中所有文件的校验和(用原始版本的sum程序拷贝做校验和,
不要用/bin中的suM程序做)与系统中所有对就的文件的校验和进行比
较,如果有任何差别,要查清差别产生的原因.如果两个校验和不同,是
由于安装了新版本的程序,确认一相是否的确是安装了新版本程序.如
果不能找出校验和不同的原因,用暂存目录中的命令替换系统中的原有
命令.
. 在确认系统中的命令还未被窜改之前,不要用系统中原命令.用暂存目
录中的shell,并将PATH设置为仅在暂存目录中搜索命令.
. 根据暂存目录中所有系统命令的存取许可,检查系统中所有命令的存取
许可.
. 检查所有系统目录的存取许可,如果用了perms,检查permlist文件是否
被窜改过.
. 如果系统UNIX(/unix)的校验和不同于原版的校验和,并且系统管理员
从未修改过核心,则应当认为,一个非法者"很能干",从暂存缓冲区重新
装入系统.系统管理员可以从逐步增加的文件系统备份中恢复用户的文
件,但是在检查备份中的"有趣"文件之前,不能做文件恢复.
. 改变系统中的所有口令,通知用户他们的口令已改变,应找系统管理员
得到新口令.
. 当用户来要新口令时,告诉用户发生了一次安全事故,他们应查看自己
的文件和目录是否潜伏着危害(如SUID文件,特洛依木马,任何人可写的
目录),并报告系统管理员任何异乎寻常的情况.
. 设法查清安全破坏是如何发生的?如果没有肇事者说明,这也许是不可
能弄清的.如果能发现肇事者如何进入系统,设法堵住这个安全漏洞.
第一次安装UNIX系统时,可以将shell,sum命令,所有文件的校验和存放在
安全的介质上(带,软盘,硬盘和任何可以卸下并锁焉起来的介质).于是不必再
从原版系统带上重新装入文件,可以安装备份介质,装入shell和sum,将存在带
上的校验和与系统中文件的校验和进行比较.系统管理员也许想自己写一个计
算校验和的程序,破坏者将不能知道该程序的算法,如果将该程序及校验和保
存在带上,这一方法的保密问题就减小到一个物理的安全问题,即只需将带锁
起来.
9.加限制的环境
(1)加限制的shell(rsh)
该shell几乎与普通的shell相同,但是该shell的设计能限制一个用户的
能力,不允许用户有某些标准shell所允许的行为:
. 不能改变工作目录(cd).
. 不能改变PATH或SHELL shell变量.
. 不能使用含有"/"的命令名.
. 不能重定向输出(>和>>).
. 不能用exec执行程序.
用户在登录时,招待.profile文件后系统就强加上了这些限制,如果用户
在.profile文件正被解释时按了BREAK键或DELETE键,该用户将被注销.
这些简单的限制,使用写受限制用户的.profile文件的系统管理员可以对
用户能使用什么命令,进行完全的控制.
应当注意:系统V加限制的shell实际上不是很安全,在敌对的用户时不要
用.系统V版本2以后的版本中加限制的shell更安全些.但若允许受限制的用户
使用某些命令(如env,cp,ln),用户将能逃避加限制的shell,进入非限制的
shell.
(2)用chroot()限制用户
如果的确想限制一个用户,可用chroot()子程序为用户建立一个完全隔离
的环境,改变了进程对根目录的概念,因此可用于将一个用户封在整个文件系
统的某一层目录结构中,使用户无法用cd命令转出该层目录结构,不能存取文
件系统中其余部分的任何文件.这种限制方式比加限制的shell好得多.用户使
用的命令应由系统管理员在新的root目录中建立一个bin目录,并建立用户可
用命令的链到系统的/bin目录中相应命令文件上(若在不同的文件系统则应拷
贝命令文件).
还应建立新的passwd文件,保留系统登录户头(为了使ls -l正确地报告与
受限制的子文件系统中的文件相关的正确登录名)和用户帐户,但系统帐户的
口令改为NOLOGIN以使受限制的用户不能取得系统登录的真实口令,使"破密"
程序的任何企图成为泡影.
utmp文件是who所需要的,该文件含有系统中已登录用户的列表.
新的/etc/profile文件也不是建链文件,以便受限制的用户可以执行不同
的启动命令.
/dev目录中的终端设备文件被链接到新的/dev目录下,因为命令who产生
输出时要查看这些文件.
在系统V及以后的UNIX版本中,login命令有chroot()的功能.如果口令文
件中用户入口项的登录shell域(最后一个域)是*,login将调用chroot()把用
户的根目录设置成为口令文件中用户入口项登录目录域指定的目录.然后再调
用exec()执行login,新的login将在新子系统文件中执行该用户的登录.
chroot()并不是把root封锁在一个子文件系统中,所以给受限制用户用的
命令时应加以考虑,具有root的SUID许可的程序可能会给予用户root的能力.
应当将这种可能减低到最小程度,交给用户使用的命令应当取自清除了SUID陷
井的系统命令.链接文件可减少磁盘占用区,但要记住,当与敌对用户打交道时
链接到chroot目录结构(尤其是命令)的系统文件是很危险的.
如果建立一个像这样的限制环境,应确保对安装到新的/bin的每条命令都
做过测试,有些程序可能有系统管理员未曾想到的出乎意料的执行结果.为了
使这些命令能运行,还得在加限制的子文件系统中加服务目录或文件如:/tmp,
/etc/termcap,/usr/lib/terminfo,/dev/mem,/dev/kmem,/dev/swap,用户所
登录的/dev中的tty文件以及/unix.
有些程序在子文件系统中运行时不会很好,如果将假脱机程序和网络命令
拷贝到加限制的子文件系统中,并放在为两条命令专建的目录层结构下,它们
可能也运行不了.
10.小系统安全
任何足够小,运行于办公室的UNIX系统就是小系统.这类小系统也包括所有
台式UNIX机器.根据安全观点,使小系统很特别而值得特别的有以下几点:
. 小系统的用户比大系统的用户少,通常是很小一组用户,使系统管理员能
熟悉每个人,安全问题可以直接地面对面处理.
. 由于小UNIX系统管理更简单,可能只需要一个系统管理员,因而维护系统
安全的责任只有一个人担负.
. 如果既是用户又是系统管理员,将不能花大量时间考虑系统安全.
. 如果自己拥有系统并且是系统管理员,就可能有权直接将违反规的用户从
系统中删除,而没有几个大系统的管理员能有这种权利.
. 如果自己是系统的唯一用户,则将既是用户又是管理员,维护系统安全的
任务就很简单了,只须确保系统中所有登录户头的口令是好的.
. 如果不能将系统锁起来,就把敏感的数据存放在软盘上,把软盘锁起来.
. 即使系统中有若干个用户,但如果系统的终端之产是有线连接,并且用户
们保持门上锁,则系统也将是安全的,至少在本组用户内是安全的.
. 小系统通常有可移动的介质(软盘),可用mount命令将其安装到系统上,提
供一种安全的方法让用户自己在系统上安装软盘,否则系统管理员要一天
到晚地干这些琐碎的安装盘事务.允许用户安装软盘的通常做法是给用户
一个SUID程序,该程序基本完成与系统管理员安装用户软盘同样的操作,
首先检查软盘上有无SUID/SGID/设备文件,若发现任何奇怪的文件,则拒
绝安装该软盘.
. 当小系统开电源后,系统一般在从硬盘引导以前,先试图从软盘引导.这就
意味着计算机将首先试图从软盘装入程序,若软盘不在驱动器中,系统将
从硬盘装入UNIX内核.软盘几乎可以含有任何程序,包括在控制台启动
root shell的UNIX系统版本.如果破坏者有一把螺丝起子和有关系统内部
的一些知识,则即便系统有被认为防止安全事故发生的特殊"微码"口令,
也可能被诱骗去从软盘引导.
. 即使小系统晚上不锁,凡从不将个人的或秘密的信息存放在大系统上的人
他们不可能认识所有系统上的用户),也不会想把这样的信息存放在小系
统上.
. 小系统的系统管理员在使用UNIX系统方面常不如大系统管理员有经验,而
安全地管理系统需要一定的使用系统的知识.
11.物理安全
对于运行任何操作系统的小型或大型计算机,物理安全都是一个要考虑的重
要问题,物理安全包括:锁上放置计算机的屋子,报警系统,警卫,所有安置在不能
上锁的地方的通讯设施,包括有线通讯线,电话线,局域网,远程网,应答MODEM,钥
匙或信用卡识别设备,给用户的口令和钥匙分配,任何前置通讯设施的加密装置,
文件保护,备份或恢复方案(称为安全保险方案,用作应付偶然的或蓄意的数据或
计算设备被破坏的情况),上锁的输出仃,上锁的废物箱和碎纸机.
物理安全中所饮食的总考虑应是:在安全方案上所付出的代价不应当多于值
得保护的(硬件或软件的)价值.
下面着重讨论保护用户的各种通讯线.对于任何可在不上锁的地方存取的系
统,通讯是特别严重的安全薄弱环节.当允许用户通过挂到地方电话公司的拨号
MODEM存取系统时,系统的安全程度就将大大地削弱,有电话和MODEM的任何人就
可能非法进入该系统.应当避免这一情况,要确保MODEM的电话号码不被列于电话
薄上,并且最好将电话号码放在不同于本公司普通电话号码所在的交换机上.总
之,不要假设没人知道自己的拨入号码!大多数家庭计算机都能编程用一个MODEM
整天地依次调用拨号码,记录下连接上其它MODEM的号码.如果可能,安装一个局
域PBX,使得对外界的拨号产生一秒钟的拨号蜂音,并且必须输入一个与MODEM相
关联的扩展号码.
12.用户意识
UNIX系统管理员的职责之一是保证用户安全.这其中一部分工作是由用户的
管理部门来完成,但是作为系统管理员,有责任发现和报告系统的安全问题,因为
系统管理员负责系统的运行.
避免系统安全事故的方法是预防性的,当用户登录时,其shell在给出提示前
先执行/etc/profile文件,要确保该文件中的PATH指定最后搜索当前工作目录,
这样将减少用户能运行特洛依木马的机会.
将文件建立屏蔽值的设置放在该文件中也是很合适的,可将其值设置成至少
将防止用户无意中建立任何人都能写的文件(022/026).要小心选择此值,如果限
制太严,则用户会在自己的.profile中重新调用umask以抵制系统管理员的意愿,
如果用户大量使用小组权限共享文件,系统管理员就一要设置限制小组存取权限
的屏蔽值.系统管理员必须建立系统安全和用户的"痛苦量"间的平衡(痛苦量是
安全限制引起的愤怒的函数).定期地用grep命令查看用户.profile文件中的
umask,可了解系统安全限制是否超过了用户痛苦极限.
系统管理员可每星期随机抽选一个用户,将该用户的安全检查结果(用户的
登录情况简报,SUID/SGID文件列表等)发送给他的管理部门和他本人.主要有四
个目的:
. 大多数用户会收到至少有一个文件检查情况的邮件,这将引起用户考虑安
全问题(虽然并不意味着用户们会采取加强安全的行动).
. 有大量可写文件的用户,将一星期得到一次邮件,直到他们取消可写文件
的写许可为止.冗长的烦人的邮件信息也许足以促使这些用户采取措施,
删除文件的写许可.
. 邮件将列出用户的SUID程序,引起用户注意自己有SUID程序,使用户知道
是否有不是自己建立的SUID程序.
. 送安全检查表可供用户管理自己的文件,并使用户知道对文件的管理关系
到数据安全.如果系统管理员打算这样做,应事先让用户知道,以便他们了
解安全检查邮件的目的.
发送邮件是让用户具有安全意识,不要抱怨发送邮件.
管理意识是提高安全性的另一个重要因素.如果用户的管理部门对安全要求
不强烈,系统管理员可能也忘记强化安全规则.最好让管理部门建立一套每个人
都必须遵守的安全标准,如果系统管理员在此基础上再建立自己的安全规则,就
强化了安全.管理有助于加强用户意识,让用户明确,信息是有价值的资产.
系统管理员应当使安全保护方法对用户尽可能地简单,提供一些提高安全的
工具,如:公布锁终端的lock程序,让用户自己运行secure程序,将pwexp(检查用
户口令信息的程序)放入/etc/profile中,使用户知道自己的口令时间.多教给用
户一些关于系统安全的知识,确保用户知道自己的许可权限和umask命令的设置
值.如果注意到用户在做蠢事,就给他们一些应当怎样做才对的提示.用户知道的
关于安全的知识越多,系统管理员在保护用户利益方面做的事就越少.
13.系统管理员意识
(1)保持系统管理员个人的登录安全
若系统管理员的登录口令泄密了,则窃密者离窃取root只有一步之遥了,
因为系统管理员经常作为root运行,窃密者非法进入到系统管理员的户头后,
将用特洛依木马替换系统管理员的某些程序,系统管理员将作为root运行这些
已被替换的程序.正是因为这个原因,在UNIX系统中,管理员的户头最常受到攻
击.即使su命令通常要在任何都不可读的文件中记录所有想成为root的企图,
还可用记帐数据或ps命令识别运行su命令的用户.也是如此,系统管理员作为
root运行程序时应当特别小心,因为最微小的疏忽也可能"沉船".下列一些指
导规则可使系统管理员驾驶一艘"坚固的船":
. 不要作为root或以自己的登录户头运行其他用户的程序,首先用su命令进
入用户的户头.
. 决不要把当前工作目录排在PATH路径表的前边,那样实际是招引特洛依木
马.当系统管理员用su命令进入root时,他的PATH将会改变,就让PATH保持
这样,以避免特洛依木马的侵入.
. 敲入/bin/su执行su命令.若有su源码,将其改成必须用全路径名运行(即
su要确认argv[0]的头一个字符是"/"才运行).随着时间的推移,用户和管
理员将养成敲/bin/su的习惯.
. 不要未注销户头就离开终端,特别是作为root用户时更不能这样.当系统
管理员作为root用户时,命令提示符是"#",这个提示符对某些人来说可能
是个红灯标志.
. 不允许root在除控制台外的任何终端登录(这是login的编译时的选项),
如果没有login源码,就将登录名root改成别的名,使破坏者不能在root登
录名下猜测各种可能的口令,从而非法进入root的户头.
. 经常改变root的口令.
. 确认su命令记下的想运行su企图的记录/usr/adm/sulog,该记录文件的许
可方式是600,并属root所有.这是非法者喜欢选择来替换成特洛依木马的
文件.
. 不要让某人作为root运行,即使是几分钟,即使是系统管理员在一旁注视
着也不行!
(2)保持系统安全
. 考虑系统中一些关键的薄弱环节:
a. 系统是否有MODEM?电话号码是否公布?
b. 系统是否连接到?还有什么系统也连接到该网络?
c. 系统管理员是否使用未知来处或来处不可靠的程序?
d. 系统管理员是否将重要信息放在系统中?
e. 系统的用户是熟悉系统的使用还是新手?
f. 用户是否很重视关心安全?
g. 用户的管理部门是否重视安全?
. 保持系统文件安全的完整性.检查所有系统文件的存取许可,任何具有
SUID许可的程序都是非法者想偷换的选择对象.
. 要特别注意设备文件的存取许可.
. 要审查用户目录中具有系统ID/系统小组的SUID/SGID许可的文件.
. 在未检查用户的文件系统的SUID/SGID程序和设备文件之前,不要安装用
户的文件系统.
. 将磁盘的备份存放在安全的地方.
. 设置口令时效,如果能存取UNIX的源码,将加密口令和信息移到仅对root
可读的文件中,并修改系统的口令处理子程序.这样可增加口令的安全.修
改passwd,使passwd能删去口令打头和末尾的数字,然后根据spell词典和
/etc/passwd中用户的个人信息,检查用户的新口令,也检查用户新口令中
子串等于登录名的情况.如果新口令是spell词典中的单词,或/etc/passwd
中的入口项的某项值,或是登录名的子串,passwd将不允许用户改变口令.
. 记录本系统的用户及其授权使用的系统.
. 查出久未使用的登录户头,并取消该户头.
. 确保没有无口令的登录户头.
. 启动记帐系统.
. 查出不寻常的系统使用情况,如大量的占用磁盘,大量的使用CPU时间,大
量的进程,大量的使用su的企图,大量无效的登录,大量的到某一系统的网
络传输,奇怪的uucp请求.
. 修改shell,使其等待了一定时间而无任务时终止运行.
. 修改login,使其打印出用户登录的最后时间,三次无效登录后,将通讯线
挂起,以便系统管理员能检查出是否有人试图非法进入系统.确保login不
让root在除控制台外的任何地方登录.
. 修改su,使得只有root能以过期口令通过su进入某一户头.
. 当安装来源不可靠的软件时,要检查源码和makefile文件,查看特殊的子
程序调用或命令.
. 即使是安装来源可靠的软件,也要检查是否有SUID(SGID)程序,确认这些
许可的确是必要的.如果可能,不要让这些程序具有系统ID(或组)的SUID
(SGID)许可,而应该建立一个新用户(或给)供该软件运行.
. 如果系统在办公室中,门应上锁,将重要数据保存在软盘上或带上,并锁起
来.
. 将secure,perms和任何其它做安全检查的shell程序存取许可置为仅执行,
更好的是将这些shell程序存于可拆卸的介质上.
. 记住,只要系统有任何人都可调用的拨号线,系统就不可能真正的安全.系
统管理员可以很好地防止系统受到偶然的破坏.但是那些有耐心,有计划,
知道自己在干什么的破坏者,对系统直接的有预谋的攻击却常常能成功.
. 如果系统管理员认为系统已经泄密,则应当设法查出肇事者.若肇事者是
本系统的用户,与用户的管理部门联系,并检查该用户的文件,查找任何可
疑的文件,然后对该用户的登录小心地监督几个星期.如果肇事者不是本
系统的用户,可让本公司采取合法的措施,并要求所有的用户改变口令,让
用户知道出了安全事故,用户们应当检查自己的文件是否有被窜改的迹象.
如果系统管理员认为系统软件已被更改了,就应当从原版系统带(或;软盘
)上重装入所有系统软件,保持系统安全比道歉更好.
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标 题: 程序员安全
UNIX系统为程序员提供了许多子程序,这些子程序可存取各种安全属性.有
些是信息子程序,返回文件属性,实际的和有效的UID,GID等信息.有些子程序可
改变文件属性.UID,GID等有些处理口令文件和小组文件,还有些完成加密和解密.
本文主要讨论有关系统子程序,标准C库子程序的安全,如何写安全的C程序
并从root的角度介绍程序设计(仅能被root调用的子程序).
1.系统子程序
(1)I/O子程序
*creat():建立一个新文件或重写一个暂存文件.
需要两个参数:文件名和存取许可值(8进制方式).如:
creat("/usr/pat/read_write",0666) /* 建立存取许可方式为0666的文件 */
调用此子程序的进程必须要有建立的文件的所在目录的写和执行许可,置
给creat()的许可方式变量将被umask()设置的文件建立屏蔽值所修改,新
文件的所有者和小组由有效的UID和GID决定.
返回值为新建文件的文件描述符.
*fstat():见后面的stat().
*open():在C程序内部打开文件.
需要两个参数:文件路径名和打开方式(I,O,I&O).
如果调用此子程序的进程没有对于要打开的文件的正确存取许可(包括文
件路径上所有目录分量的搜索许可),将会引起执行失败.
如果此子程序被调用去打开不存在的文件,除非设置了O_CREAT标志,调用
将不成功.此时,新文件的存取许可作为第三个参数(可被用户的umask修
改).
当文件被进程打开后再改变该文件或该文件所在目录的存取许可,不影响
对该文件的I/O操作.
*read():从已由open()打开并用作输入的文件中读信息.
它并不关心该文件的存取许可.一旦文件作为输入打开,即可从该文件中读
取信息.
*write():输出信息到已由open()打开并用作输出的文件中.同read()一样
它也不关心该文件的存取许可.
(2)进程控制
*exec()族:包括execl(),execv(),execle(),execve(),execlp()和execvp()
可将一可执行模快拷贝到调用进程占有的存贮空间.正被调用进
程执行的程序将不复存在,新程序取代其位置.
这是UNIX系统中一个程序被执行的唯一方式:用将执行的程序复盖原有的
程序.
安全注意事项:
. 实际的和有效的UID和GID传递给由exec()调入的不具有SUID和SGID许
可的程序.
. 如果由exec()调入的程序有SUID和SGID许可,则有效的UID和GID将设
置给该程序的所有者或小组.
. 文件建立屏蔽值将传递给新程序.
. 除设了对exec()关闭标志的文件外,所有打开的文件都传递给新程序.
用fcntl()子程序可设置对exec()的关闭标志.
*fork():用来建立新进程.其建立的子进程是与调用fork()的进程(父进程)
完全相同的拷贝(除了进程号外)
安全注意事项:
. 子进程将继承父进程的实际和有效的UID和GID.
. 子进程继承文件方式建立屏蔽值.
. 所有打开的文件传给子进程.
*signal():允许进程处理可能发生的意外事件和中断.
需要两个参数:信号编号和信号发生时要调用的子程序.
信号编号定义在signal.h中.
信号发生时要调用的子程序可由用户编写,也可用系统给的值,如:SIG_IGN
则信号将被忽略,SIG_DFL则信号将按系统的缺省方式处理.
如许多与安全有关的程序禁止终端发中断信息(BREAK和DELETE),以免自己
被用户终端终止运行.
有些信号使UNIX系统的产生进程的核心转储(进程接收到信号时所占内存
的内容,有时含有重要信息),此系统子程序可用于禁止核心转储.
(3)文件属性
*access():检测指定文件的存取能力是否符合指定的存取类型.
需要两个参数:文件名和要检测的存取类型(整数).
存取类型定义如下:
0: 检查文件是否存在
1: 检查是否可执行(搜索)
2: 检查是否可写
3: 检查是否可写和执行
4: 检查是否可读
5: 检查是否可读和执行
6: 检查是否可读可写可执行
这些数字的意义和chmod命令中规定许可方式的数字意义相同.
此子程序使用实际的UID和GID检测文件的存取能力(一般有效的UID和GID
用于检查文件存取能力).
返回值: 0:许可 -1:不许可.
*chmod():将指定文件或目录的存取许可方式改成新的许可方式.
需要两个参数:文件名和新的存取许可方式.
*chown():同时改变指定文件的所有者和小组的UID和GID.(与chown命令不
同).
由于此子程序同时改变文件的所有者和小组,故必须取消所操作文件的SUID
和SGID许可,以防止用户建立SUID和SGID程序,然后运行chown()去获得别
人的权限.
*stat():返回文件的状态(属性).
需要两个参数:文件路径名和一个结构指针,指向状态信息的存放
的位置.
结构定义如下:
st_mode: 文件类型和存取许可方式
st_ino: I节点号
st_dev: 文件所在设备的ID
st_rdev: 特别文件的ID
st_nlink: 文件链接数
st_uid: 文件所有者的UID
st_gid: 文件小组的GID
st_size: 按字节计数的文件大小
st_atime: 最后存取时间(读)
st_mtime: 最后修改时间(写)和最后状态的改变
st_ctime: 最后的状态修改时间
返回值: 0:成功 1:失败
*umask():将调用进程及其子进程的文件建立屏蔽值设置为指定的存取许可.
需要一个参数: 新的文件建立屏值.
(4)UID和GID的处理
*getuid():返回进程的实际UID.
*getgid():返回进程的实际GID.
以上两个子程序可用于确定是谁在运行进程.
*geteuid():返回进程的有效UID.
*getegid():返回进程的有效GID.
以上两个子程序可在一个程序不得不确定它是否在运行某用户而不是运行
它的用户的SUID程序时很有用,可调用它们来检查确认本程序的确是以该
用户的SUID许可在运行.
*setuid():用于改变有效的UID.
对于一般用户,此子程序仅对要在有效和实际的UID之间变换的SUID程序才
有用(从原有效UID变换为实际UID),以保护进程不受到安全危害.实际上该
进程不再是SUID方式运行.
*setgid():用于改变有效的GID.
2.标准C库
(1)标准I/O
*fopen():打开一个文件供读或写,安全方面的考虑同open()一样.
*fread(),getc(),fgetc(),gets(),scanf()和fscanf():从已由fopen()打
开供读的文件中读取信息.它们并不关心文件的存取许可.这一点
同read().
*fwrite(),put(),fputc(),puts,fputs(),printf(),fprintf():写信息到
已由fopen()打开供写的文件中.它们也不关心文件的存取许可.
同write().
*getpass():从终端上读至多8个字符长的口令,不回显用户输入的字符.
需要一个参数: 提示信息.
该子程序将提示信息显示在终端上,禁止字符回显功能,从/dev/tty读取口
令,然后再恢复字符回显功能,返回刚敲入的口令的指针.
*popen():将在(5)运行shell中介绍.
(2)/etc/passwd处理
有一组子程序可对/etc/passwd文件进行方便的存取,可对文件读取到入口
项或写新的入口项或更新等等.
*getpwuid():从/etc/passwd文件中获取指定的UID的入口项.
*getpwnam():对于指定的登录名,在/etc/passwd文件检索入口项.
以上两个子程序返回一指向passwd结构的指针,该结构定义在
/usr/include/pwd.h中,定义如下:
struct passwd {
char * pw_name; /* 登录名 */
char * pw_passwd; /* 加密后的口令 */
uid_t pw_uid; /* UID */
gid_t pw_gid; /* GID */
char * pw_age; /* 代理信息 */
char * pw_comment; /* 注释 */
char * pw_gecos;
char * pw_dir; /* 主目录 */
char * pw_shell; /* 使用的shell */
};
*getpwent(),setpwent(),endpwent():对口令文件作后续处理.
首次调用getpwent(),打开/etc/passwd并返回指向文件中第一个入口项的
指针,保持调用之间文件的打开状态.
再调用getpwent()可顺序地返回口令文件中的各入口项.
调用setpwent()把口令文件的指针重新置为文件的开始处.
使用完口令文件后调用endpwent()关闭口令文件.
*putpwent():修改或增加/etc/passwd文件中的入口项.
此子程序将入口项写到一个指定的文件中,一般是一个临时文件,直接写口
令文件是很危险的.最好在执行前做文件封锁,使两个程序不能同时写一个
文件.算法如下:
. 建立一个独立的临时文件,即/etc/passnnn,nnn是PID号.
. 建立新产生的临时文件和标准临时文件/etc/ptmp的链,若建链失败,
则为有人正在使用/etc/ptmp,等待直到/etc/ptmp可用为止或退出.
. 将/etc/passwd拷贝到/etc/ptmp,可对此文件做任何修改.
. 将/etc/passwd移到备份文件/etc/opasswd.
. 建立/etc/ptmp和/etc/passwd的链.
. 断开/etc/passnnn与/etc/ptmp的链.
注意:临时文件应建立在/etc目录,才能保证文件处于同一文件系统中,建
链才能成功,且临时文件不会不安全.此外,若新文件已存在,即便建
链的是root用户,也将失败,从而保证了一旦临时文件成功地建链后
没有人能再插进来干扰.当然,使用临时文件的程序应确保清除所有
临时文件,正确地捕捉信号.
(3)/etc/group的处理
有一组类似于前面的子程序处理/etc/group的信息,使用时必须用include
语句将/usr/include/grp.h文件加入到自己的程序中.该文件定义了group
结构,将由getgrnam(),getgrgid(),getgrent()返回group结构指针.
*getgrnam():在/etc/group文件中搜索指定的小组名,然后返回指向小组入
口项的指针.
*getgrgid():类似于前一子程序,不同的是搜索指定的GID.
*getgrent():返回group文件中的下一个入口项.
*setgrent():将group文件的文件指针恢复到文件的起点.
*endgrent():用于完成工作后,关闭group文件.
*getuid():返回调用进程的实际UID.
*getpruid():以getuid()返回的实际UID为参数,确定与实际UID相应的登录
名,或指定一UID为参数.
*getlogin():返回在终端上登录的用户的指针.
系统依次检查STDIN,STDOUT,STDERR是否与终端相联,与终端相联的标准输
入用于确定终端名,终端名用于查找列于/etc/utmp文件中的用户,该文件
由login维护,由who程序用来确认用户.
*cuserid():首先调用getlogin(),若getlogin()返回NULL指针,再调用
getpwuid(getuid()).
*以下为命令:
*logname:列出登录进终端的用户名.
*who am i:显示出运行这条命令的用户的登录名.
*id:显示实际的UID和GID(若有效的UID和GID和实际的不同时也显示有效的
UID和GID)和相应的登录名.
(4)加密子程序
1977年1月,NBS宣布一个用于美国联邦政府ADP系统的网络的标准加密法:数
据加密标准即DES用于非机密应用方面.DES一次处理64BITS的块,56位的加
密键.
*setkey(),encrypt():提供用户对DES的存取.
此两子程序都取64BITS长的字符数组,数组中的每个元素代表一个位,为0
或1.setkey()设置将按DES处理的加密键,忽略每第8位构成一个56位的加
密键.encrypt()然后加密或解密给定的64BITS长的一块,加密或解密取决
于该子程序的第二个变元,0:加密 1:解密.
*crypt():是UNIX系统中的口令加密程序,也被/usr/lib/makekey命令调用.
crypt()子程序与crypt命令无关,它与/usr/lib/makekey一样取8个字符长
的关键词,2个salt字符.关键词送给setkey(),salt字符用于混合encrypt()
中的DES算法,最终调用encrypt()重复25次加密一个相同的字符串.
返回加密后的字符串指针.
(5)运行shell
*system():运行/bin/sh执行其参数指定的命令,当指定命令完成时返回.
*popen():类似于system(),不同的是命令运行时,其标准输入或输出联到由
popen()返回的文件指针.
二者都调用fork(),exec(),popen()还调用pipe(),完成各自的工作,因而
fork()和exec()的安全方面的考虑开始起作用.
3.写安全的C程序
一般有两方面的安全问题,在写程序时必须考虑:
(1)确保自己建立的任何临时文件不含有机密数据,如果有机密数据,设置
临时文件仅对自己可读/写.确保建立临时文件的目录仅对自己可写.
(2)确保自己要运行的任何命令(通过system(),popen(),execlp(),
execvp()运行的命令)的确是自己要运行的命令,而不是其它什么命
令,尤其是自己的程序为SUID或SGID许可时要小心.
第一方面比较简单,在程序开始前调用umask(077).若要使文件对其他人可
读,可再调chmod(),也可用下述语名建立一个"不可见"的临时文件.
creat("/tmp/xxx",0);
file=open("/tmp/xxx",O_RDWR);
unlink("/tmp/xxx");
文件/tmp/xxx建立后,打开,然后断开链,但是分配给该文件的存储器并未删
除,直到最终指向该文件的文件通道被关闭时才被删除.打开该文件的进程
和它的任何子进程都可存取这个临时文件,而其它进程不能存取该文件,因
为它在/tmp中的目录项已被unlink()删除.
第二方面比较复杂而微妙,由于system(),popen(),execlp(),execvp()执行
时,若不给出执行命令的全路径,就能"骗"用户的程序去执行不同的命令.因
为系统子程序是根据PATH变量确定哪种顺序搜索哪些目录,以寻找指定的命
令,这称为SUID陷井.最安全的办法是在调用system()前将有效UID改变成实
际UID,另一种比较好的方法是以全路径名命令作为参数.execl(),execv(),
execle(),execve()都要求全路径名作为参数.有关SUID陷井的另一方式是
在程序中设置PATH,由于system()和popen()都启动shell,故可使用shell句
法.如:
system("PATH=/bin:/usr/bin cd");
这样允许用户运行系统命令而不必知道要执行的命令在哪个目录中,但这种
方法不能用于execlp(),execvp()中,因为它们不能启动shell执行调用序列
传递的命令字符串.
关于shell解释传递给system()和popen()的命令行的方式,有两个其它的问
题:
*shell使用IFS shell变量中的字符,将命令行分解成单词(通常这个
shell变量中是空格,tab,换行),如IFS中是/,字符串/bin/ed被解释成单词
bin,接下来是单词ed,从而引起命令行的曲解.
再强调一次:在通过自己的程序运行另一个程序前,应将有效UID改为实际的
UID,等另一个程序退出后,再将有效UID改回原来的有效UID.
SUID/SGID程序指导准则
(1)不要写SUID/SGID程序,大多数时候无此必要.
(2)设置SGID许可,不要设置SUID许可.应独自建立一个新的小组.
(3)不要用exec()执行任何程序.记住exec()也被system()和popen()调用.
. 若要调用exec()(或system(),popen()),应事先用setgid(getgid())
将有效GID置加实际GID.
. 若不能用setgid(),则调用system()或popen()时,应设置IFS:
popen("IFS=\t\n;export IFS;/bin/ls","r");
. 使用要执行的命令的全路径名.
. 若不能使用全路径名,则应在命令前先设置PATH:
popen("IFS=\t\n;export IFS;PATH=/bin:/usr/bin;/bin/ls","r");
. 不要将用户规定的参数传给system()或popen();若无法避免则应检查
变元字符串中是否有特殊的shell字符.
. 若用户有个大程序,调用exec()执行许多其它程序,这种情况下不要将
大程序设置为SGID许可.可以写一个(或多个)更小,更简单的SGID程序
执行必须具有SGID许可的任务,然后由大程序执行这些小SGID程序.
(4)若用户必须使用SUID而不是SGID,以相同的顺序记住(2),(3)项内容,并
相应调整.不要设置root的SUID许可.选一个其它户头.
(5)若用户想给予其他人执行自己的shell程序的许可,但又不想让他们能
读该程序,可将程序设置为仅执行许可,并只能通过自己的shell程序来
运行.
编译,安装SUID/SGID程序时应按下面的方法
(1)确保所有的SUID(SGID)程序是对于小组和其他用户都是不可写的,存取
权限的限制低于4755(2755)将带来麻烦.只能更严格.4111(2111)将使
其他人无法寻找程序中的安全漏洞.
(2)警惕外来的编码和make/install方法
. 某些make/install方法不加选择地建立SUID/SGID程序.
. 检查违背上述指导原则的SUID/SGID许可的编码.
. 检查makefile文件中可能建立SUID/SGID文件的命令.
4.root程序的设计
有若干个子程序可以从有效UID为0的进程中调用.许多前面提到的子程序,
当从root进程中调用时,将完成和原来不同的处理.主要是忽略了许可权限的检
查.
由root用户运行的程序当然是root进程(SUID除外),因有效UID用于确定文
件的存取权限,所以从具有root的程序中,调用fork()产生的进程,也是root进程.
(1)setuid():从root进程调用setuid()时,其处理有所不同,setuid()将把有
效的和实际的UID都置为指定的值.这个值可以是任何整型数.而对非root
进程则仅能以实际UID或本进程原来有效的UID为变量值调用setuid().
(2)setgid():在系统进程中调用setgid()时,与setuid()类似,将实际和有效
的GID都改变成其参数指定的值.
* 调用以上两个子程序时,应当注意下面几点:
. 调用一次setuid()(setgid())将同时设置有效和实际UID(GID),独立分
别设置有效或实际UID(GID)固然很好,但无法做到这点.
. setuid()(setgid())可将有效和实际UID(GID)设置成任何整型数,其数
值不必一定与/etc/passwd(/etc/group)中用户(小组)相关联.
. 一旦程序以一个用户的UID了setuid(),该程序就不再做为root运行,也
不可能再获root特权.
(3)chown():当root进程运行chown()时,chown()将不删除文件的SUID和/或
SGID许可,但当非root进程运行chown()时,chown()将取消文件的SUID和/
或SGID许可.
(4)chroot():改变进程对根目录的概念,调用chroot()后,进程就不能把当前
工作目录改变到新的根目录以上的任一目录,所有以/开始的路径搜索,都
从新的根目录开始.
(5)mknod():用于建立一个文件,类似于creat(),差别是mknod()不返回所打开
文件的文件描述符,并且能建立任何类型的文件(普通文件,特殊文件,目录
文件).若从非root进程调用mknod()将执行失败,只有建立FIFO特别文件
(有名管道文件)时例外,其它任何情况下,必须从root进程调用mknod().由
于creat()仅能建立普通文件,mknod()是建立目录文件的唯一途径,因而仅
有root能建立目录,这就是为什么mkdir命令具有SUID许可并属root所有.
一般不从程序中调用mknod().通常用/etc/mknod命令建立特别设备文件而
这些文件一般不能在使用着时建立和删除,mkdir命令用于建立目录.当用
mknod()建立特别文件时,应当注意确从所建的特别文件不允许存取内存,
磁盘,终端和其它设备.
(6)unlink():用于删除文件.参数是要删除文件的路径名指针.当指定了目录
时,必须从root进程调用unlink(),这是必须从root进程调用unlink()的唯
一情况,这就是为什么rmdir命令具有root的SGID许可的原因.
(7)mount(),umount():由root进程调用,分别用于安装和拆卸文件系统.这两
个子程序也被mount和umount命令调用,其参数基本和命令的参数相同.调
用mount(),需要给出一个特别文件和一个目录的指针,特别文件上的文件
系统就将安装在该目录下,调用时还要给出一个标识选项,指定被安装的文
件系统要被读/写(0)还是仅读(1).umount()的参数是要一个要拆卸的特别
文件的指针.
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标 题: 网络安全
本文主要讨论网络和数据通讯安全,分为六个部分.第一部分概述最大,最老
的UNIX网络UUCP系统;第二部分讨论UUCP的安全;第三部分讨论新HONEY DANBER
UUCP及安全特点;第四部分讨论其它的UNIX网络,其中包括RJE和NSC;第五部分讨
论通讯的物理安全;最后一部分讨论Sun Microsystem公司的Sun OS系统的网络
安全.
1.UUCP系统概述
UUCP系统是一组程序,完成文件传输,执行系统之间的命令,维护系统使用情
况的统计,保护安全.UUCP是UNIX系统最广泛使用的网络实用系统,这其中在两个
原因:第一,UUCP是各种UNIX版本都可用的唯一的标准网络系统,第二,UUCP是最
便宜的网络系统.只需要一根电缆连接两个系统,然后就可建立UUCP.如果需要在
相距数百或数千公里远的两个系统间传输数据,中需要两个具有拨号功能的调制
解调器.
(1)UUCP命令
UUCP命令之一是uucp,该命令用于两系统间的文件传输,uucp命令格式类
似于cp命令的格式,只是uucp允许用户有系统间拷贝文件,命令的一般格式如
下:
uucp source_file destination_file
source_file通常是本系统的文件(但不必一定是),destination_file通
常是另一系统的文件或目录.指定destination_file的格式为:
system!filename或system!directory.
uucp给系统管理员提供了一个选项,可以限制传入和传出本系统的uucp文
件只能传到/usr/spool/uucppublic目录结构中.若告诉uucp将传输的文件存
放在其他目录中,系统将会送回一个邮件:remote access to path / file
denied. uucp允许以简化符号~代替/usr/spool/uucppublic/.如:
uucp names remote!~/john/names
有时也可用uucp将文件从另一个系统拷贝到本系统,只要将要传入本系统
的文件指定为源文件(用system!file)即可,如:
uucp remotes!/usr/john/file1 file1
如果在远地机限制了文件传输的目录,上条命令不能拷贝到文件.拷贝文
件到本系统的最安全的方法是:在两个系统上都通过uucppublic目录进行文件
传输:
uucp remotes!~/john/file1 ~/pat/file1
(2)uux命令
uux命令可用于在另一个系统上执行命令,这一特点称为"远程命令仞行".
uux最通常的用处是在系统之间发送邮件(mail在其内部执行uux).典型的uux
请求如下:
pr listing| uux - "remote1!lp -d pr1"
这条命令将文件listing格式编排后,再连接到系统remote1的打印机pr1
上打印出来.uux的选项"-"使uux将本命令的标准输入设备建立为远程命令的
标准输入设备.当若干个系统中只有一个系统连接了打印机时,常用uux打印文
件.
当然必须严格地限制远程命令招待,以保护系统安全.如:
本系统不应允许其它系统上的用户运行下面的命令:
uux "yoursys!uucp yoursys!/etc/passwd (outside!~/passwd)"
这条命令将使本系统传送/etc/passwd文件到系统outside上,一般地,只
有几条命令允许地执行.rmail是加限制的mail程序,常常为允许通过uux执行
的命令之一.也允许rnews(加限制的netnews伪脱机命令)在运行netnews的系
统上执行,还允许lp在提供了打印设备的系统上运行.
(3)uucico程序
uucp和uux命令实际上并不调用另一个系统及传送文件和执行命令,而是
将用户的请求排入队列,并启动uucico程序.uucico完成实际的通讯工作.它调
用其它的系统,登录,传送数据(可以是文件或请求远程命令执行).如果电话线
忙,或其它系统已关机,传输请求仍针保留在队列中,uucico后续的职能操作
(通常是cron完成)将发送这些传输请求.
uucico完成数据的发送和接收.在本系统的/etc/passwd文件中,有其它系
统的uucico登录进入本系统的入口项,该入口项中指定的缺省shell是uucico.
因此,其它系统调用本系统时,直接与uucico对话.
(4)uuxqt程序
当另一系统的uucico调用本系统请求远程命令执行时,本系统的uucico将
该请求排入队列,并在退出之前,启动uuxqt程序执行远程命令请求.
下面举例说明数据是如何传输的.假设本系统的一个用户发送邮件给另一
远程系统remote1的某人,mail会执行uux,在remote1系统上远程地运行remail
程序,要传送的邮件为remail命令的输入.uux将传输请求排入队列,然后启动
uucico招待实际的远程调用和数据传输.如果remote1响应请求,uucico登录到
remote1,然后传送两个文件:邮件和将在remote1上由uuxqt执行的uux命令文
件.uux命令文件中含有运行remail请求.如果remote1在被调时已关机,uucico
则将无法登和传送文件,但是cron会周期地(1小时)启动uucico.uucico查找是
否有还未传送出的数据,若发现uux指定的传输目标系统是remote1,就尝试再
调用remote1,直到调通remote1为止,或者过了一定天数仍未调通remote1,未
送出的邮件将作为"不可投递"的邮件退回给发送该邮件的用户.
2.UUCP的安全问题
UUCP系统未设置限制,允许任何本系统外的用户执行任何命令和拷贝进/出
uucp用户可读/写的任何文件.在具体的uucp应用环境中应了解这点,根据需要设
置保护.
在UUCP中,有两个程序处理安全问题.第一个是uucico程序,该程序在其它系
统调用本系统时启动.这个程序是本系统uucp安全的关键,完成本系统文件传输
的传进和传出.第二个程序是uuxqt,该程序为所有的远程命令执行服务.
(1)USERFILE文件
uucico用文件/usr/lib/uucp/USERFILE确定远程系统发送或接收什么文
件,其格式为:
login,sys[c] path_name [path_name...]
其中login是本系统的登录名,sys是远程系统名,c是可选的call_back标
志,path_name是目录名.
uucico作为登录shell启动时,将得到远程系统名和所在系统的登录名,并
在USERFILE文件中找到匹配login和sys的行.如果该行含有call_back标志c,
uucico将不传送文件,连接断开,调用远程系统(即,任何系统可以告诉本系统
它的名是xyz,于是本系统挂起,调用实际的xyz执行文件传输),若无c,uucico
将执行远程系统请求的文件传送,被传送的文件名被假定为以path_name开头
的.
用户需要了解以下几点:
. 如果远程系统使用的登录名未列于USERFILE的登录域中,uucico将拒绝
允许其它系统做任何事,并挂起.
. 如果系统名未列于sys域中,uucico将使用USERFILE中有匹配的登录名
和空系统名的第一行,如:nuucp,/usr/spool/uucppublic应用到作为
nuucp登录的所有系统.cbuucp,c将迫使作为cbuucp登录的所有系统自
己执行文件传输的请求.若调用系统名不匹配sys系统中的任何一个,并
且无空入口项,uucico也将拒绝做任何事.
. 若两个机器都设置了call_back标志,传送文件的请求决不会被执行,两
个系统一直互相调用,直到两个系统中的一个取消call_back时,才能进
行文件传送.
. 如果一个用户的登录名列于USERFILE文件的login域中,则当调用本系
统的uucico为该用户传送文件时,uucico只传送至path_name指定的目
录中的文件.空登录名用于所有未明确列于USERFILE文件中的用户进行
登录.所以
pat,/usr/pat
只允许pat传送/usr/pat目录结构中的文件.
,/usr/spool/uucppublic /tmp
其他用户仅允许传送目录/usr/spool/uucppublic和/tmp中的文件.
不要允许uucico将文件拷进/出到除了/usr/spool/uucppublic目录以
外的其它任何目录,否则可能会有人用下面的命令拷贝走本系统的重要
信息:
uucp yoursys!/etc/passwd to-creep
(2)L.cmds文件
uuxqt利用/usr/lib/uucp/L.cmds文件确定要执行的远程执行请求命令.
该文件的格式是每行一条命令.如果只需uuxqt处理电子邮件,该文件中就只须
一行命令:
rmail
系统管理员可允许登录用户执行netnews(rnews)的命令或远程打印命令
(lp),但决不能允许用户执行拷贝文件到标准输出的命令,如cat命令或网络命
令uucp,否则这些人只需在他们自己的系统上敲入:
uux "yoursys!uucp yoursys!/etc/passwd (outside!~/passwd)"
然后就可等待本系统发送出命令文件.
(3)uucp登录
UUCP系统需要两个登录户头,一个是其它系统登录的户头,另一个是系统
管理使用的户头.例如,数据传输登录户头是nuucp,管理登录户头是uucp,则在
/etc/passwd文件中应当有二行.
UID和GID的5号通常留给uucp,由于uucico具有管理登录的SUID许可,因此
nuucp户头的UID和GID应当用其它值.
(4)uucp使用的文件和目录
/usr/lib/uucp用于存放不能由用户直接运行的各种uucp,如uuxqt和
uucico.该目录还含有若干个确定uucp如何操作的文件,如L.cmds和USERFILE.
这些文件只能对uucp管理户头可写(系统管理员一定不愿让用户更改远程可执
行命令表):根据安全的观点,该目录中另一个系统管理员必须清楚的文件是
L.sys.该文件中含有uucico能调用的每个系统的入口项.入口项数据包括
uucico所调用系统的电话号码,登录名,未加密的口令.不用说,L.sys应当属于
uucp管理户头所有,且应当具有400或600存取许可.
uucp用/usr/spool/uucp目录存放工作文件.文件名以C.开头的文件是送
到其它系统的命令文件,含有在其它系统上拷入/出数据和执行命令的请求.文
件名以D.开头的文件用作C.文件的数据文件.文件名以X.开头的文件是来自其
它系统的远程执行请求,由uuxqt解释.文件名以TM.开始的文件是从其它系统
传送数据到本系统过程中uucp所使用的暂存文件.XQTDIR是uuxqt用于执行X.
文件的目录.LOGFILE可有助于管理uucp的安全,它含有执行uucp请求成功与否
的信息.系统管理员可时常查看该文件,了解有哪些系统正登录入本系统执行
uucp请求?是什么请求?特别要检查这些请求是否试图做不允许的操作.
3.HONEYDANBER UUCP
有两个主要的UUCP版本,第一个是与UNIX系统V一起颁布的,在本节将称为老
UUCP,另一个版本称为HONEYDANBER UUCP,由AT&T颁布.
HONEYDANBER UUCP较之老UUCP有若干改进:
<1>支持更多的拨号和网络:
. 智能自动拨号调制解调器以及标准AT&T技术的801自动拨号器.
. 网络,如DATAKIT VCS,UNET/ETHERNET, 3COM/ETHERNET, SYTEK, TCP
(BSD UNIX系统).
. 连接到LAN的拨号器.
. X.25永久性虚拟环网(用X.25协议)
<2>重新组织了/usr/spool/uucp目录,在该目录下,对每个远程系统有一个
目录.
<3>加强了安全.
. USERFILE和L.cmds文件组合成一个文件Permissions.
. 可以在一级级系统上指定远程可执行命令.
. 可分别控制文件传入和文件传出.
. 缺省的安全设置很严格.
(1)HONEYDANBER UUCP与老UUCP的差别
HONEYDANBER UUCP中的/usr/lib/uucp/Systems文件是原来UUCP中的
/usr/lib/uucp/L.sys.HONEYDANBER UUCP中/usr/spool/uucp/.log下的一个
目录代替了老UUCP的文件/usr/spool/uucp/logFILE./usr/spool/uucp/.log
中的目录uucico,uucp,uux,uuxqt含有相应命令的记录文件,各目录对应最近
处于活跃状态的远程系统都有一个记录文件(记录文件在这些目录中通常保存
一个星期).
如果一个调用本系统的远程系统未列于Systems文件中,uucico将不允许
该远程系统执行任何操作,而是启动shell程序/usr/lib/uucp/remote.unknown,
由UUCP提供的该shell程序的缺省版本将在/usr/spool/uucp/.Admin/Foreign
文件中记下远程系统的登录时间,日期及系统名.只要使remote.unknown不可
执行,就能禁止这一操作,以达到与老UUCP兼容.
C.,D.,X.,TM.等文件存放在/usr/spool/uucp下的不同目录中,目录名就
是文件对应的远程系统名.
在HONEYDANBER UUCP中USERFILE与L.cmds文件合并在一起,这个新文件
/usr/lib/uucp/Permissions提供了更灵活的授予外系统存取许可的控制.文
件中的规则表定义了可以发出请示的各种系统.规则与选项的格式如下.
rule=list option=yes|no option=list...
其中rule是登录名或机器名,list是用以分隔各项的规则表(表中各项随
rule或option而变),option是下边将讨论的各选项之一,或为一个选项表,或
只取yes/no决定允许/不允许一项操作.
(2)登录名规则
LOGNAME规则用于控制作为登录shell启动的uucico.
LOGNAME=nuucp
指定对所有登录到nuucp户头下的系统加缺省限制:
. 远程系统只能发送文件到/usr/spool/uucppublic目录中.
. 远程系统不能请求接收任何文件.
. 当uucico调用远程系统时,才发送已排入队列要发送到该远程系统的文
件.这是uucico准确地识别远程系统的唯一方法(任何系统都可调用本
系统并冒充是xyz系统).
. 由uuxqtux远程系统的名义可执行的命令是缺省规定的命令,这些缺省
命令在编译时定义(通常只有rmail,rnews命令).
. 可用冒号分隔开若干个其它系统的uucico的登录户头.
LOGNAME=nuucp:xuucp:yuucp
任何设有LOGNAME规则的系统,若要登录请求UUCP传送,都会被回绝(系统
将给信息"get lost",并挂起).
一个LOGNAME规则就足够启动HONEYDANBER UUCP系统.事实上,当该系统运
行时,将在Permissions文件中放一个无选项的LOGNAME规则,该规则应用于在
/etc/passwd文件入口项shell域中有/usr/lib/uucp/uucico的所有登录户头.
可使用若干选择忽略缺省限制,这些选项可组合,允许或限制各种操作.例
如可用WRITE选项指定一个或多个送入文件的目录,而不用被限制送入
/usr/spool/uucppublic目录.
LOGNAME=nuucp WRITE=/
这一规则允许文件送入本系统的任何目录.2-4项的限制依然保持.注意:
远程UUCP请求可重写任何有写许可的文件,可指定多个写入文件的目录.用冒
号分隔开:
LOGNAME=nnuucp WRITE=/usr:/floppy
该规则允许远程系统将文件写到/usr和/floppy目录中.
用REQUEST=yes选项可允许远程系统的用户从本系统拷贝文件.
LOGNAME=nuucp REQUEST=yes
能被拷贝的文件只能是存放在/usr/spool/uucppublic目录中的文件,1,
3,4,项的限制仍然有效.若要允许远程系统可从其它目录拷贝文件,用READ选
择:
LOGNAME=nuucp REQUEST=yes READ=/usr
该规则允许远程系统拷贝/usr目录中任何其他人可读的文件.也可像
WRITE选项一样指定目录表.
用SENDFILES=yes选项可允许uucico在远程系统调用本系统时发送出已排
队的文件.
LOGNAME=nuucp SENDFILES=yes
1,2,4项的限制依然有效.
用CALLBACK=yes选项迫使任何登录到指定户头的系统call back.
注意:CALLBACK=yes不能与其它选项组合作用.如果其它选项与这条选项
列在一起,其它选项将被忽略.
NOREAD和NOWRITE选项可分别与READ和WRITE选项一起使用.指定NOREAD选
项下的目录表,可建立对READ选项的例外处理(即指出READ目录中不能由远程
系统请求的目录),例如:
LOGNAME=nuucp,REQUEST=yes READ=/ NOREAD=/etc
该规则允许远程系统请求系统中任何其他人可读的文件,但不包括/etc中
的文件,NOWRITE,WRITE的联合用法与上类似.
一般来说,不要将缺省限制改得太多.若本系统被另一系统调去存贮电话
费用或系统管理员没有办法拨出,可以用SENDFILE选项.若要对某些机器取消
限制,则应当建立一个仅用于那些机器的uucico登录户头.例如:
LOGNAME=nuucp SENDFILES=yes
LOGNAME=trusted SENDFILES=yes REQUEST=yes READ=/ WRITE=/
上面的规则允许在trusted户头下登录的系统在本系统中具有另一种文件
存取许可,nuucp户头的口令应送给所有要与本系统uucp建立连接的系统管理
员,trusted户头的口令则只能送给信任系统的管理员.
如系统有信任和非信任的uucp户头,最好用PUBDIR选项为这两种户头建立
不同的公共户头,PUBDIR允许系统管理员改变uucico对公共目录的概念(缺省
为/usr/spool/uucppublic).例如:
LOGNAME=nuucp SENDFILES=yes REQUEST=yes PUBDIR=/usr/spool/uucppublic/nuucp
LOGNAME=trusted SENDFILES=yes REQUEST=yes READ=/ WRITE=/ PUBDIR=/usr/spool/uucppublic/trusted
上面的选项使要送到公共目录中的文件,对于不同登录nuucp和trusted分
别放入不同的目录中.这将防止登录到nuucp的非信任系统在信任系统的公共
目录中拷进和拷出文件(注意:上面的选项允许nuucp请求文件传送).行尾倒斜
杠指明下一行是该行的续行.
用MYNAME选项可以给登录进某一户头的系统赋与一个系统名:
LOGNAME=Xuucp MYNAME=IOnker
(3)MACHINE规则
MACHINE规则用于忽略缺省限制,在MACHINE规则中指定一个系统名表,就
可使uucico调用这些系统时改变缺省限制.READ,WRITE,REQUEST,NOREAD,
NOWRITE,PUBDIR选项的功能与LOGNAME相同.忽略CALLBACK,SENDFILES选项,
MYNAME选项所定义的必须与LOGNAME规则联用,指定将赋给调用系统的名,该名
仅当调用所定义的系统时才用.
MACHINE规则的格式如下:
MACHINE=zuul:gozur:enigma WRITE=/ READ=/
这条规则使远程系统zuul,gozar,enigma能够发送/请求本系统上任何其
他人可读/写的文件.一般不要让远程系统在除/usr/spool/uucppublic目录外
的其它目录读写文件,因此,对于信任的系统也要少用MACHINE规则.
系统名OTHER用于为指定用户外的所有其他用户建立MACHINE规则.
COMMANDS选项用于改变uuxqt通过远程请求执行的缺省命令表.
MACHINE=zuul COMMANDS=rmail:rnews:lp
上面的选项允许系统zuul请求远程执行命令rmail,rnews,lp.uucico不用
这个选项.uuxqt用该选项确定以什么系统的名义执行什么命令.
COMMANDS选项所指定的命令将用缺省设置的路径PATH.PATH在编辑uuxqt
时被建立通常设置为/bin:/usr/bin.在COMMANDS选项中给出全路径名可以忽
略缺省PATH.
MACHINE=zuul COMMANDS=umail:/usr/local/bin/rnews:lp
同样地,对HONEYDANBER UUCP也应当象老UUCP一样不允许远程系统运行
uucp或cat这样的命令.任何能读写文件的远程执行命令都可能威胁局域安全.
虽然局域系统对远程系统名进行一定程序的校核,但是任何远程系统在调用局
域系统时都可自称是"xyz",而局域系统却完全相信是真的.因此局域系统的系
统可能认为只允许了zuul运行lp命令.但实际上任何自称是zuul的系统也被允
许运行lp命令.
有两种方法可以证实系统的身份.一种方法是拒绝用CALLBACK=yes与调用
系统对话.只要电话和网络线未被破密或改变,局域系统就能肯定地确认远程
系统的身份.另一种方法是在LOGNAME规则中用VALIDATE选项.
若必须允许某些系统运行"危险"的命令,可联用COMMANDS和VALIDATE选项,
VALIDATE选项用于LOGNAME规则中指定某系统必须登录到LOGNAME规定的登录
户头下:
LOGNAME=trusted VALIDATE=zuul
MACHINE=COMMANDS=rmail:rnews:lp
当一个远程系统自称是zuul登录时,uucico将查Permissions文件,找到
LOGNAME=trusted规则中的VALIDATE=zuul,若该远程系统使用了登录户头
trusted,uucico将认为该系统的确是zuul继续往下执行,否则uucico将认为该
系统是假冒者,拒绝执行其请求.只要唯有zuul有trusted户头的登录口令,其
它系统就不能假冒它.仅当登录口令是保密的,没有公布给其他非信任的系统
管理员或不安全的系统,VALIDATE选项才能奏效.如果信任系统的登录口令泄
漏了,则任何系统都可伪装为信任系统.
在COMMANDS选项中给出ALL时,将允许通过远程请求执行任何命令.因此,
不要使用ALL!规定ALL实际上就是把自己的户头给了远程系统上的每一个用户.
(4)组合MACHINE和LOGNAME规则
将MACHINE和LOGNAME规则组合在一行中,可以确保一组系统的统一安全,
而不管远程系统调用局域系统还是局域系统调用远程系统.
LOGNAME=trusted MACHINE=zuul:gozur VALIDATE=zuul:gozur REQUEST=yes SENDFILES=yes READ=/ WRITE=/ PUBDIR=/usr/spool/trusted COMMANDS=rmail:rnews:lp:daps
(5)uucheck命令
一旦建立了Permissions文件,可用uucheck -v命令了解uucp如何解释该
文件.其输出的前几行是确认HONEYDANBER UUCP使用的所有文件,目录,命令都
存在,然后是对Permissions文件的检查.
(6)网关(gateway)
邮件转送可用于建立一个gateway机器.gateway是一个只转送邮件给其它
系统的系统.有了gateway,使有许多UNIX系统的部门或公司对其所有用户只设
一个电子邮件地址.所有发来的邮件都通过gateway转送到相应的机器.
gateway也可用于加强安全:可将MODEM连接到gateway上,由gateway转送
邮件的所有系统通过局域网或有线通讯线与gateway通讯.所有这些局域系统
的电话号码,uucp登录户头,口令不能对该组局域系统外的系统公布.如果有必
要,可使gateway是唯一连接了MODEM的系统.
建立一个最简单的gateway是很容易的:对每个登录进系统,想得到转送邮
件的用户,只需在文件/usr/mail/login中放入一行:
Forward to system !login
要发送给户头login的邮件进入gateway后,将转送给登录在系统system的
户头login下的用户.两个登录名可以不同.
gateway建立了一个安全管理的关卡:gateway的口令必须是不可猜测的,
gateway应尽可能只转送邮送而不做别的事.至少不要将重要数据存放在该机
上.在gateway上还应做日常例行安全检查,并且要对uucp的登录进行仔细的检
查.
gateway也为坏家伙提供了一个入口:如果有人非法进入了gateway,他将
通过uucp使用的通讯线存取其它的局域系统和存取含有关于其它局域系统uucp
信息的Systems文件.若这人企图非法进入其它系统,这些信息将对他具有很大
的用处.
经验:
. 若要建立gateway,应确保其尽可能的无懈可击.
. 可在gateway和局域系统间建立uucp连接,使得局域系统定期的与gateway
通讯获取邮件,而gateway完全不用调用局域系统.这样做至少能防止一
个坏家伙通过gateway非法进入局域系统.
. 利用局域系统的Permissions文件对gateway的行为加以限制,使其裸露
程度达到最小,即只转发邮件.这样可使窃密者不能利用gateway获取其
它系统的文件.
(7)登录文件检查
HONEYDANBER UUCP自动地将登录信息邮给uucp.login文件,应当定期地读
这个文件.系统管理员应当检查那些不成功的大量请求,特别是其它系统对本
系统的文件请求.还要检查不允许做的远程命令执行请求.登录信息都保存在
文件中,如果要查看,可用grep命令查看./usr/spool/uucp/.Log/uucico/system
文件中含有uucico登录,/usr/spool/uucp/.Log/uuxqt/system文件含有uuxqt
登录.下面一行命令将打印出uuxqt执行的所有命令(rmail除外):
grep -v rmail /usr/spool/uucp/.Log/uuxqt/*
下面一行命令将打印所有对本系统文件的远程请求:
grep -v REMOTE /usr/spool/uucp/.Log/uucico/* | grep "<"
总之,HONEYDANBER UUCP比老UUCP提供了更强的安全性,特别是提高了远
程命令执行的安全性.
4.其它网络
(1)远程作业登录(RJE)
RJE(remote job entry)系统提供了一组程序及相应的硬件,允许UNIX系
统与IBM主机上的JES(job entry subsystems)通讯.可通过两条命令的send和
usend存取RJE.send命令是RJE的通用的作业提供程序,它将提供文件给J 码存于MODEM中的人才是系统的用户,从而使非法侵入者不能从其
家里调用系统并登录,这一方法的缺点是限制了用户的灵活性,并
仍需要使用口令,因为MODEM不能仅从用户发出调用的地方,唯一
地标识用户.
. 标记识别:标记是口令的物理实现,许多标记识别系统使用某种形式的
卡(如背面有磁条的信用卡),这种卡含有一个编码后的随机数.卡
由连接到终端的阅卡机读入,不用再敲入口令.为了增加安全性,
有的系统要求读入卡和敲入口令.有些卡的编码方法使得编码难
于复制.标记识别的优点是,标识可以是随机的并且必须长于口令.
不足之处是每个用户必须携带一个卡(卡也可与公司的徽记组合
使用).并且每个终端上必须连接一个阅读机.
. 一次性口令:即"询问-应答系统".一次性口令系统允许用户每次登录时
使用不同的口令.这种系统允许用户每次登录时使用不同的口令.
这种系统使用一种称做口令发生器的设备,设备是手携式的(大约
为一个袖珍计算器的大小),并有一个加密程序和独一的内部加密
关键词.系统在用户登录时给用户提供一个随机数,用户将这个随
机数送入口令发生器,口令发生器用用户的关键词对随机数加密,
然后用户再将口令发生器输出的加密口令(回答)送入系统,系统
将用户输入的口令,与它用相同的加密程序,关键词和随机数产生
的口令比较,如果二者相同,允许用户存取系统.这种方法的优点
是:用户可每次敲入不同的口令,因此不需要口令保密,唯有口令
发生器需要安全保护.为了增加安全性,UNIX系统甚至不需联机保
存关键词,实际的关键词可保存在有线连接于系统的一个特殊加
密计算机中.在用户登录期间,加密计算机将为用户产生随机数和
加密口令.这样一种系统的优点是,口令实际不由用户输入,系统
中也不保存关键词,即使是加密格式的关键词也可保存于系统中.
其不足之处类似于标记识别方法,每个用户必须携带口令发生器,
如果要脱机保存关键词,还需要有一个特殊硬件.
. 个人特征:有些识别系统检测如指印,签名,声音,零售图案这倦的物理
特征.大多数这样的系统极是实验性的,昂贵的,并且不是百分之
百的可靠.任何一个送数据到远程系统去核实的系统有被搭线窃
听的危险,非法入侵者只须记录下送去系统校核的信息,以后再重
显示这些信息,就能窃密.注意:这同样也是标记识别系统的一个
问题.
6.SUN OS系统的网络安全
美国SUN MICROSYSTEM公司的SUN OS操作系统是建立在贝尔实验室的UNIX
SYSTEM V和加州大学伯克得分校的UNIX 4.3基础上的UNIX操作系统.SUN OS 4.0
版提供了专门的鉴别系统,该系统极大地提高了网络环境的安全性.它也可用来
确保其它UNIX系统或非UNIX系统的安全.它使用DES密码机构和公共关键字密码
机构来鉴别在网络中的用户和机器.DES表示数据编码标准,而公共数据编码机构
是包含两种密钥的密码系统:一种是公用的,另一种是专用的.公用的密钥是公开
的而专用密钥是不公开的.专用(秘密)的密钥用来对数据进行编码和解码.
SUN OS系统不同于其它公共关键字编码之系统在于:SUN OS的公用和专用密
钥都被用来生成一个通用密钥,该密钥又用来产生DES密钥.
(1)确保NFS的安全
在网络文件系统NFS上建立安全系统,首先文件系统必须开放并保证装配
的安全.
. 编辑/etc/exports文件,并将-Secure任选项加在要使用DES编码机构的文
件系统上.在屏幕上显示服务器怎样开放安全的/home目录,如:
home -Secure,access=engineering
其中engineering是网络中唯一能存取/home文件系统的用户组.
. 对于每台客户机(CLIENT),编辑/etc/fastab文件时,Secure将作为一个装
配任选项出现在每个需要确保安全的文件系统中.
. SUN OS中包括有/etc/publickey数据库,该库对每个用户均包含有三个域:
用户的网络名,公用密钥和编码后的密钥.当正常安装时X唯一的用户是
nobody,这个用户可以无需管理员的干预即可建立自己的专用密钥(使用
chkey(1)).为了进一步确保安全,管理员可为每个使用newkey(8)的用户
建立一个公用密钥.
. 确认keyserv(8c)进程由/etc/rc.local启动,并且仍在运行.该进程执行
对公用密码的编码,并将编码后的专用密钥存入/etc/keystore中.
. 此时,所有的用户(除超级用户)都必须使用yppasswd来代替passwd,以使
得登录的口令与用户的密钥一致.其结果是在网络中每台客户机的
/etc/passwd文件中不能有每个用户的用户名,因而应使用有缺省值的
/etc/passwd文件.
. 当安装,移动或升级某台机器时,要将/etc/keystore和/etc/.rootkey两
个文件保留.
注意:当你使用login,rlogin或telnet命令到远程机器时,你会被要求输
入口令.一旦你输入正确的口令,你也就泄漏了你的帐号.因为此时你的密钥是
存放在/etc/keystore中.当然这是指用户对远程机器的安全不信任时.如果用
户觉得远程机器在安全保密方面不可靠,那就不要登录到远程机器去,而可使
用NFS来装配你所查找的文件.
(2)NFS安全性方面的缺陷
SUN的远程过程调用(RPC)机制已被证明可以用来建立有效的网络服务,最
有名的服务是NFS,它实现了不同机器,不同操作系统之间透明的文件共享.但
NFS并非毫无缺陷.通常NFS鉴别一个写文件的请求时是鉴别发出这个请求的机
器,而不是用户.因而,在基于NFS的文件系统中,运行su命令而成为某个文件的
拥有者并不是一件困难的事情.同样,rlogin命令使用的是与NFS同样的鉴别机
制,也存在与NFS一样的在安全性方面的弱点.
对网络安全问题一个通常的办法是针对每一个具体的应用来进行解决.而
更好的办法是在RPC层设置鉴别机构,使对所有的基于RPC的应用都使用标准的
鉴别机构(比如NFS和Yellow pages).于是在SUN OS系统中就可以对用户的机
器都进行鉴别.这样做的优点是使计算机网络系统更像过去的分时系统.在每
台机器上的用户都可登录到任何一台机器;就象分时系统中任何一个终端上的
用户都可登录到主机系统一样,用户的登录口令就是网络的安全保证.用户不
需要有任何有关鉴别系统的基础.SUN系统的目标是让网络系统成为既安全又
方便的分时系统.
要注意以下几点:
. 任何人只要他拥有root存取权并具备较好的网络程序设计知识,他就可
以向网络中加入二进制数据或从网络中获得数据.
. 在采用以太网结构的局域网的工作中不可能发生信息包被窜改(即被传
送的信息包在到达目的站之前,被捕获并将其修改后按原路径发出),因
为所有的信息包都将几乎同时到达目的站之前,被捕获并将其修改后按
原路径发出),但在网关上发生包被窜改则是有可能的.因而应确保网络
中所有网关都是可靠的.
. 对网络系统最危险的攻击是同向网络中加入数据有关的事件,例如通过
生成一个合法的信息包来冒充某个用户;或记录下用户会话的内容,并
在晚一些时候再回答它们.这些都会严重的影响数据的完整性.
. 至于偷看信息这类侵袭(仅仅是偷看网络中传送的内容而不冒充任何人)
将可能造成失密,但并不十分危险,因为数据的完整性没有被破坏,而且
用户可通过对需要保密的数据进行编码来保护数据的专用.
总之,在任何意义上要完全明白网络传送的各种问题并不是很容易的,需
不断实践分析.
(3)远程过程调用(RPC)鉴别
RPC是网络安全的核心,要明白这一点就必须清楚在RPC中鉴别机制是怎样
工作的.RPC的鉴别机制是端口开放式的,即各种鉴别系统都可插入其中并与之
共存.当前SUN OS有两个鉴别系统:UNIX和DES,前者是老的,功能也弱.后者是
在本节要介绍的新系统.对于RPC鉴别机制有两个词是很重要的:证书和核对器
(credentials和verify).这好比身份证一样,证书是识别一个人的姓名,地址,
出生日期等;而核对器就是身份证的照片,通过这张照片就能对持有者进行核
对.在RPC机制中也是这样:客户进程在RPC请求时要发出证书和核对器信息.而
服务器收到后只返回核对器信息,因为客户是已知道服务的证书的.
(4)UNIX鉴别机制
SUN早期的各种网络服务都建立在UNIX鉴别机制之上,证书部分包含站名,
用户号,组号和同组存取序列,而核对器是空白.这个系统存在两个问题:首先,
最突出的问题是核对器是空的,这就使得伪造一份证书是非常容易的.如果网
络中所有的系统管理员都是可以信赖的,那不会有什么问题.但是在许多网络
(特别是在大学)中,这样是不安全的.而NFS对通过查寻发出mount请求的工作
站的INTERNET地址作为hostname域的核对器来弥补UNIX鉴
