網(wǎng)絡(luò)安全性威脅的種類和防范方法

計算機網(wǎng)絡(luò)在給我們帶來便利的同時，也存在很多安全隱患，比如信息偽造，病毒入侵，端點監(jiān)聽，SQL 注入等，給我們?nèi)粘Ｉ钤斐珊車?yán)重的影響。

網(wǎng)絡(luò)安全性威脅的種類

在網(wǎng)絡(luò)通信中可能會受到各種各樣的潛在的安全性威脅，這些威脅總的來講可以大致分為下面幾類：

截獲(interception)：攻擊者從網(wǎng)絡(luò)上竊聽他人的通信內(nèi)容。

中斷(interruption)：攻擊者會強制中斷其他人在網(wǎng)絡(luò)上的通信。

篡改(modification)：攻擊者會修改他人在網(wǎng)絡(luò)上發(fā)出的報文。

偽造(fabrication)：攻擊者會在網(wǎng)絡(luò)上發(fā)出偽造信息產(chǎn)生誤導(dǎo)。

在上面四種網(wǎng)絡(luò)安全類型中，截獲是屬于被動攻擊的，因為截獲主要為了竊聽信息，它并沒有攻擊行為；而中斷、篡改和偽造都是主動攻擊，他們會產(chǎn)生攻擊行為。

這里先來認識一個新的概念叫 PDU ，PDU 的官方解釋是協(xié)議數(shù)據(jù)單元，但是它其實指的就是計算機網(wǎng)絡(luò)這幾層模型里面所描述的數(shù)據(jù)單元，比如應(yīng)用層交換的就是應(yīng)用數(shù)據(jù)，TCP 層的 PDU 交換的就是段。

在被動攻擊中，攻擊者只是觀察和分析 PDU ，并沒有對通信內(nèi)容造成干擾。通過觀察和分析 PDU，進而了解通信雙方的通信類型，通信雙方的地址和身份，這種被動攻擊又叫做流量分析（traffic analysis）。

主動攻擊是指攻擊者對通信內(nèi)容中的 PDU 進行各種處理。比如有選擇的更改、替換 PDU 中的記錄，甚至還可以偽造 PDU ，記錄之前截獲的 PDU ，在其他連接中釋放此 PDU ，造成通信干擾和破壞。

主動攻擊還可以細分為下面三種類型：

更改報文信息：這個就是我上面說到的替換修改甚至偽造報文信息，對 PDU 的真實性和完整性進行攻擊。

拒絕服務(wù)：攻擊者會在網(wǎng)絡(luò)上發(fā)送大量的分組，使得目標(biāo)服務(wù)無法處理大量的分組信息，使得目標(biāo)服務(wù)器無法提供正常有效的服務(wù)，這種攻擊又叫做 拒絕服務(wù) Dos(Denial of Service)，還有一種由成千上萬個分布式節(jié)點一起對目標(biāo)服務(wù)器發(fā)起攻擊的方式，叫做 分布式拒絕服務(wù) DDos(Distributed Denial of Service)。

連接偽造：攻擊者試圖使用之前記錄下來的信息和身份進行偽造發(fā)起連接請求。

那么我們該如何知道計算機被攻擊了呢？

對于被動攻擊，通常是無法檢測出來的，對于主動攻擊，我們通常會以下面這幾個大前提進行防范：

防止析出報文內(nèi)容

防止流量分析

檢測更改報文內(nèi)容

檢測 DDos

檢測偽造初始化連接

對于被動攻擊，可以采用各種數(shù)據(jù)的加密技術(shù)；對于主動攻擊，可以采用防范措施與加密技術(shù)結(jié)合防范。

還有一種威脅比較大的是惡意程序，會對互聯(lián)網(wǎng)造成比較大的影響，據(jù)史料記載，互聯(lián)網(wǎng)編年體到現(xiàn)在出現(xiàn)比較大規(guī)模影響的病毒有：計算機病毒、計算機蠕蟲、特洛伊木馬、邏輯炸彈、勒索軟件等。

數(shù)據(jù)加密的模型

由于通信存在不安全性，所以出現(xiàn)了加密技術(shù)，使用加密技術(shù)對報文進行加密后，再傳到目標(biāo)服務(wù)器后再進行解密，一般的加密和解密模型如下圖所示：

上圖所示的加密密鑰和解密密鑰所使用的密鑰 K 通常是一串字符串，一般來說會有下面這種公式

Y = Ek（X）

通過加密算法使用加密密鑰對明文 X 進行加密。

解密算法是加密算法的逆運算，再進行解密時如果不使用事先約定好的密鑰 K 就無法完成解密工作。

Dk（Y） = Dk（Ek（x）） = X

這里我們假設(shè)了加密密鑰和解密密鑰是相同的，但真實情況未必一定是相同的，只不過加密密鑰和解密密鑰存在著某種關(guān)聯(lián)性，這個密鑰通常由密鑰中心提供。當(dāng)密鑰進行傳輸時，一定要經(jīng)過安全信道，否則會有安全風(fēng)險。

這里延伸出來了兩個新的概念，密碼編碼學(xué)(cryptography) 和 密碼分析學(xué)(cryptanalysis)。密碼編碼學(xué)著重對密碼進行設(shè)計的學(xué)科，密碼分析學(xué)著重對報文進行分析，提煉出加密所使用明文或者密鑰的學(xué)科。這兩個學(xué)科合起來就是密碼學(xué)。其實密碼學(xué)歸根結(jié)底就是做好加密和解密的這個過程。

對稱加密和非對稱加密

從很早以前人類就有了對通話內(nèi)容進行加密的思想，進入 20 世紀(jì)以來，隨著電子信息、線性代數(shù)以及計算復(fù)雜性理論等學(xué)科的研究深入，密碼學(xué)進入了一個新的發(fā)展階段，一共出現(xiàn)了兩種密碼機制：對稱加密和非對稱加密。

對稱加密

所謂的對稱加密，起歸根結(jié)底在于加密和解密的密鑰是相同的。

數(shù)據(jù)加密標(biāo)準(zhǔn) DES(Data Encryption Standard) 就是一種對稱加密的標(biāo)準(zhǔn)，DES 可以說是用途最廣泛的對稱加密算法。

DES 是一種分組密碼，在加密前首先先對整個報文進行分組，每一組都是 64 位的二進制數(shù)據(jù)。然后對每一個 64 位的二進制數(shù)據(jù)進行加密，產(chǎn)生一組 64 位的密文數(shù)據(jù)，最后將各組密文串起來，就是整個加密密文。使用的密鑰是 64 位（實際使用 56 位，最后 8 位于奇偶校驗）。

在 DES 分組加密機制中，進行保密的只是加密密鑰，而加密算法是公開的。

不過 DES 的這種加密機制是存在弊端的：由于 DES 會把報文拆開成為一組一組的 64 位數(shù)據(jù)，64 位二進制數(shù)據(jù)有 56 位可用，所以數(shù)據(jù)總量是 2 ^ 56 次方，它的密碼生命周期非常段，這個數(shù)據(jù)總量在現(xiàn)在的計算機世界非常容易被破解！在 1999 年當(dāng)時價值 100 萬和 1000 萬美元的超級計算機暴力破解 DES 的密碼分別用了 3.5 小時和 21 分鐘。

在 DES 之后出現(xiàn)了 IDEA(International Data Encryption Algorithm) 算法，IDEA 使用的是 128 位密鑰進行加密，這個長度很難被破解了。

非對稱加密

非對稱加密其實還有一個叫法是公鑰密碼加密，非對稱加密使用的是不同的加密密鑰和解密密鑰。

非對稱加密出現(xiàn)的原因大概是基于兩個方面：一是由于對稱加密的密鑰分配問題，二是由于對數(shù)字簽名的要求。在對稱加密中，加密解密雙方用的是同一種密鑰，這是如何做到的呢？一種是事先約定，另外一種是使用互聯(lián)網(wǎng)信使來傳送。在大規(guī)?；ヂ?lián)網(wǎng)中，用信使來傳輸密鑰顯然是不太合適的，但是如果采用事先約定的方式，那么對于后續(xù)的更新和迭代來說又比較困難。還有一種方式是使用安全系數(shù)比較高的密鑰分配中心（Key Distribution Center），也會使網(wǎng)絡(luò)的成本增加。

同時，一些需要對信息內(nèi)容進行保密的機構(gòu)越來越需要數(shù)字簽名，根據(jù)數(shù)字簽名，對方才知道某項內(nèi)容是由特定的人或者公司產(chǎn)生的。根據(jù)這兩項原因?qū)е铝朔菍ΨQ加密的出現(xiàn)。

非對稱加密主要的算法有三種：RSA、DSA、ECDSA，目前使用最廣泛、最普遍的非對稱加密算法就是 RSA。RSA 采用的是數(shù)論中的大數(shù)分解方式。

非對稱加密的特點是這樣的：

某些能夠生產(chǎn)公鑰和私鑰的密鑰生成器會生產(chǎn)出一對公鑰和私鑰給接受者 B ：即加密密鑰 PKB 和 解密密鑰 SKB。發(fā)送者所使用的加密密鑰也是 PKB，這個密鑰是公開的，而接受者的解密密鑰 SKB 是非公開的，接受者 B 特有的。

發(fā)送者利用接受者的密鑰 PKB 通過加密算法 E 對密鑰進行加密，得出了密文 Y 再發(fā)送給接受者 B：

Y = E（PKB（X））

接受者 B 用自己的私鑰通過解密算法 D 對密文 Y 進行解密，得出密文 X ：

D（SKB（Y））= D（SKB）（ E（PKB（X））） = X

下圖是這個加密解密過程：

這里需要注意一點的是，任何加密方法的安全性都取決于密鑰的長度，以及攻破密文所需要的計算量，而不是簡單的取決于加密本身。

數(shù)字簽名

我們在日常寫信、上交某些材料的時候都需要親筆簽名或者使用手印、印章的方式來驗證真實性，那么在互聯(lián)網(wǎng)中如何驗證其真實性呢？在網(wǎng)絡(luò)通信中，使用數(shù)字簽名的方式來驗證，數(shù)字簽名必須實現(xiàn)下面三點功能：

接受者能夠核實發(fā)送者對報文的簽名，確定報文是由發(fā)送者發(fā)出的，別人無法進行偽造，這叫做報文鑒別。

接受者確信所收到數(shù)據(jù)和發(fā)送者發(fā)送的數(shù)據(jù)是一致的，沒有被篡改過，這叫做報文完整性。

發(fā)送者事后不能抵賴自己發(fā)送的報文，這叫做不可否認。

下面來討論一下數(shù)字簽名的鑒別過程：

首先，發(fā)送者 A 用自己的私鑰 SKA 對報文 A 經(jīng)過算法 D 后得出密文 D（SKA（X）），算法 D 不是解密運算，它只是一個能得到不可讀的密文的算法。A 把經(jīng)過算法 D 運算后得出來的密文傳給 B，B 對其進行驗簽。B 會用 A 的公鑰進行 E 運算，還原出報文 X 。

這里需要注意一點：任何人用 A 的公鑰 PKA 進行 E 運算后都會得出 A 發(fā)送的明文 X ，所以下圖中的 D 和 E 算法并不是加密解密算法。

除了 A 之外沒有人持有 A 的私鑰 SKA ，所以除 A 外沒有人能產(chǎn)生密文 D（SKA（X））。這樣，B 就相信報文 X 是簽名 A 發(fā)送的，這就叫做報文鑒別。如果其他人篡改過報文，但是卻無法使用私鑰 A 的簽名 SKA，那么 B 使用公鑰解密后就知道報文被篡改過，這樣就保證了報文的完整性。如果 A 想要抵賴自己層發(fā)給過報文 B ，那么 B 就可以把 X 以及密文 D（SKA（X））拿給公證的第三者，很容易證明。這就是不可否認。

但是上述過程僅僅對報文進行了簽名，卻并沒有對報文本身進行任何加密操作，如果傳輸?shù)倪^程中被攻擊者截獲到了 D（SKA（X））并且知道發(fā)送者身份的人，就可以通過查閱相關(guān)手冊知道 A 的公鑰，從而得知 A 的明文，這顯然是不安全的，如何解決呢？

需要使用上面的非對稱加密算法再對明文 X 進行加密一波，示意圖如下。

示意圖畫出來，估計大家也好理解，無非就是增加了一步用 B 的公鑰加密，在用 B 的私鑰解密的過程。

鑒別

在網(wǎng)絡(luò)應(yīng)用中，通常為了保證網(wǎng)絡(luò)安全性，我們需要對通信的對象進行鑒別，鑒別是網(wǎng)絡(luò)安全中一個很重要的方式。上面探討了兩種加密手段和加密模型，加密能夠?qū)崿F(xiàn)報文的安全傳輸，從而保證報文的安全性；而鑒別和加密并不相同，鑒別是要驗證通信的對方是否是自己所要通信的對象，從而避免冒充者冒充。

鑒別的方式主要有兩種：一種是對報文進行鑒別，即所收到的報文的確是報文的發(fā)送者所發(fā)送的，而不是其他人篡改和偽造的，這種方式我們通常稱作報文鑒別；另外一種方式是對通信的端點進行鑒別，這個端點可以是一個人，也可以是一個進程（包括客戶和服務(wù)器），這種方式我們通常稱為實體鑒別。

下面我們就針對報文鑒別和實體鑒別進行探討：

報文鑒別

在網(wǎng)絡(luò)上傳輸?shù)膱笪挠行┦遣⒉恍枰用艿?，比如某些不涉密的報文，但是卻需要數(shù)字簽名，以此來讓接收者能夠鑒別報文的真?zhèn)巍τ谀承╅L報文來說，對其進行數(shù)字簽名比較耗費時間，這樣會增大 CPU 的負擔(dān)，所以當(dāng)報文不需要加密解密的情況下，需要一種簡便的方式鑒別報文的真?zhèn)巍?/p>

我們通常使用報文摘要 MD（Message Digest）算法來進行報文鑒別，如下圖所示：

上圖中 A 發(fā)送的報文 X 通過報名摘要算法得出摘要 H，然后用自己的私鑰對 H 進行 D 運算，也就是進行數(shù)字簽名。得出來已簽名的報文摘要 D(H) 后，將其追加在報文 X 后面，通過互聯(lián)網(wǎng)傳輸?shù)侥繕?biāo)主機 B。B 收到報文后，首先把已簽名的 D(H) 和報文 X 分離，然后再需要做兩件事：一是用 A 的公鑰對 D(H) 報文摘要進行 E 運算，得出一個報文摘要 H ，二是對報文 X 使用報文摘要算法得出報文摘要 H ，再與一中的 H 進行比較，以此進行報文鑒別。報文摘要的優(yōu)點是：相較于長報文來說，對短一些的定長報文進行數(shù)字簽名要比整個長報文進行數(shù)字簽名要簡單很多，所耗費的資源也比較少，但是對報文 X 來說效果差不多。報文 X 和報文摘要 D(H) 合在一起是不可偽造并且可檢驗的。

報文摘要算法其實就是一種散列函數(shù)，這種散列函數(shù)其實是 hash 算法的一種，但它不同于 hash 算法，報文摘要算法是密碼編碼的校驗和，校驗和我們知道，就是用來檢驗消息是否存在丟失情況的一種標(biāo)志。用來防止偶然出現(xiàn)的差錯，但是報文摘要算法是防止報文被人惡意修改的。

報文摘要算法是一種單向(one-way)函數(shù)，單向的意思是不可逆。校驗和算法也是一種單向的，這種單向說的是給出一個報文，我們很容易能夠計算出它的校驗和，因為校驗和的長度固定并且比較短，但我們不能通過校驗和逆推出原始報文。報文摘要算法也是一樣的，我們可以計算出一個長報文 X 的摘要 H ，但是不能從摘要 H 逆推出報文 X 。并且，不同報文的報文摘要也是不同的，這就是說若是想找到兩個相同的報文摘要也是不可能的。

報文摘要算法中用途最廣泛的算法就屬 MD5 加密算法，MD5 算法的過程是將任意的數(shù)據(jù)映射成為一個 128 位長的函數(shù)，這個函數(shù)也是摘要信息，并且這個壓縮過程不可逆，壓縮完成后的消息摘要無法再還原成原始報文信息。MD5 算法最終會壓縮成為一個 128 位長的數(shù)據(jù)，由 0 和 1 組成，這種組成理論上有 2 ^ 128 種可能，這個數(shù)據(jù)量非常龐大，約等于 3.14 乘 10 ^ 38 次方，雖然這個數(shù)據(jù)非常龐大，但自然界理論上的數(shù)據(jù)是無限的，仍然存在碰撞的可能，只不過這個概率非常小，MD 5 可用于數(shù)字簽名、信息完整性校驗。

對于信息安全要求比較高的數(shù)據(jù)，一般會改用其他算法，比如 SHA-2，MD5 算法無法檢測碰撞，因此不適用于安全驗證。

SHA-2 是一種密碼散列標(biāo)準(zhǔn)，它的前身是 SHA-1 ，同屬于 SHA 算法，除此之外還有 SHA-3，MD 5 和 SHA - 1 算法存在安全性問題，而 SHA-2 和 SHA 3 是比較安全的。

實體鑒別

實體鑒別是在整個過程中對與自己通信的實體進行鑒別，整個過程中只需要鑒別對端主機一次，而報文鑒別是對每一個收到的報文都進行鑒別，這是這兩個鑒別方式的不同。

下面是一個實體鑒別的過程：

上圖 A 向 B 發(fā)送有自己身份信息的報文，并且使用了雙方共同協(xié)商好的對稱密鑰 KAB 進行加密，B 收到報文后再用對稱密鑰 KAB 進行解密。

大家認為這種傳輸方式安全嗎？有沒有什么問題？

實際上這種鑒別方式有著比較明顯的漏洞，比如這時候有個入侵者 C 監(jiān)聽了 A 和 B 傳輸?shù)倪@條鏈路，等 A 把報文發(fā)給 B 的過程中，入侵者 C 就會截獲 A 發(fā)送給 B 的報文，入侵者并不用關(guān)心這個報文的內(nèi)容如何，也不用解密報文的內(nèi)容，它只需要偽裝成報文的發(fā)送者把消息發(fā)給 B，就會讓 B 誤以為是 A 發(fā)送的報文，進而與偽造者 C 進行通信，這樣就會把很多應(yīng)該發(fā)送給 A 的報文發(fā)送給偽造者 C ，這種方式就叫做重放攻擊(reply attack)。偽造者 C 還可以偽裝 A 的 IP(IP 欺騙)，這樣更能夠讓 B 上當(dāng)。

解決這種問題可以使用一種不重數(shù)機制，不重數(shù)顧名思義就是一個不重復(fù)使用的大隨機數(shù)，每次發(fā)送報文都會生成一次隨機數(shù)，每個隨機數(shù)只使用一次。

如上圖所示，A 首先用明文發(fā)送一個自己身份 A 和一個不重數(shù) RA 給接收者 B，B 收到之后會用自己的公鑰 KAB 對不重數(shù) RA 進行加密，并生成一個不重數(shù) RB 一起發(fā)送給 A，A 收到消息后再用共享密鑰對 RB 加密之后再發(fā)送給 B 。

這個過程可能大家看的云里霧里的，那么就讓我給大家舉一個淺顯易懂的例子：

發(fā)送者 A 給接收者 B 發(fā)送了一個不重數(shù)為 10001 的數(shù)據(jù)；

接收者 B 向發(fā)送者 A 回送數(shù)據(jù)時，會用自己的私鑰對這個 10001 的不重數(shù)進行加密，并給 A 發(fā)送自己的不重數(shù) 10086；

發(fā)送者收到上述數(shù)據(jù)后，再使用接收者的公鑰將密文進行解碼，發(fā)現(xiàn)解碼后的不重數(shù)是 10001，然后再使用自己的私鑰對 10086 進行加密，跟隨數(shù)據(jù)一起發(fā)送給 B。

上面舉例的私鑰和公鑰就是一對公鑰密碼體制，他們可以對不重數(shù)進行簽名，用來驗證對方的身份。上述中的接收者 B 用私鑰簽名后不重數(shù)發(fā)給 A ，A 就能夠用公鑰對不重數(shù)進行解密，進而驗證 B 的身份。同樣的 B 也可以采用同樣的方式驗證 A 的身份。

但是這種加密方式也存在風(fēng)險：

比如這時有個攻擊者 C 截獲了 A 對 B 的消息說，我是 A ，于是 B 生成一個不重數(shù)發(fā)送給本應(yīng)該是 A 接收，但是卻被 C 截獲的消息，于是 C 用自己的私鑰對不重數(shù)進行加密，然后發(fā)送給 B ，B 向 A 發(fā)送報文，要求 A 把公鑰發(fā)送過來，但是這條消息也被 C 截獲了，于是 C 把自己的公鑰冒充是 A 的公鑰發(fā)給了 B ，然后 B 用收到的公鑰對不重數(shù)進行解密，此結(jié)果當(dāng)然是正確的，因為 C 完全冒充了 A ，于是 B 給 A 發(fā)送的很多敏感消息也都被 C 截獲了。

不過這種冒充方式不太高明，B 很容易就能夠與 A 進行溝通來揭穿 C 的騙局。

是不是覺得有些簡單？不過下面的中間人攻擊(man-in-the-middle attack) 就不好揭穿了，因為這更具有隱秘性。

這里的 C 其實更像是扮演了潛伏者和攻擊者的角色，讓 A 和 B 以為在溝通的時候比較安全，其實這都在 C 的掌控之中：

這里的 A 想和 B 進行通信，會向 B 發(fā)送自己的身份驗證信息，比如這個信息就叫"我是 A"，然后呢這個鏈路其實已經(jīng)被中間人 C 所監(jiān)聽了，而 A 發(fā)送的消息也已經(jīng)被 C 所截獲，不過這里的 C 并沒有偽造信息而是直接把消息轉(zhuǎn)發(fā)給 B 。

B 收到消息后會生成不重數(shù) RB，這個不重數(shù) RB 會通過鏈路傳給 A ，但是在這個鏈路上會被 C 所截獲。

C 截獲了不重數(shù) RB 后，會用自己的私鑰對 RB 加密然后發(fā)給 B，讓 B 誤以為是 A 發(fā)過來的。

在這之后 A 把用私鑰加密后的 RB 通過鏈路想要發(fā)給 B，但其實在鏈路上就已經(jīng)被 C 所截獲，C 截獲后會把 SKA 加密后的 RB 丟棄。

B 收到加密后的不重數(shù)后，會向 A 索取公鑰，這個報文也被 C 截獲后轉(zhuǎn)發(fā)給 A 。

C 截獲到 B 發(fā)給 A 的公鑰后，會把自己的公鑰 PKC 冒充是 A 的公鑰發(fā)送給 B，而 C 也截獲到 A 發(fā)送給 B 的公鑰 PKA。

B 用收到的公鑰 PKC（這里其實本來是 A 的公鑰）對數(shù)據(jù) DATA 進行加密，并發(fā)送給 A，在經(jīng)過鏈路后被 C 截獲，C 會用自己的私鑰 SKC 解密，保存一份，然后再用 A 的公鑰 PKA 對數(shù)據(jù) DATA 加密后發(fā)送給 A 。

A 收到數(shù)據(jù)后，會用自己的私鑰 SKA 解密，以為和 B 進行了保密通信，但其實 B 發(fā)給 A 的加密數(shù)據(jù)已經(jīng)被中間人 C 截獲并解密了一份，但 A 和 B 都不知道。

中間人攻擊會在通信的兩個端點之間進行冒充，攔截數(shù)據(jù)，中間人 C 既可以攔截解密 B 的數(shù)據(jù)，又可以冒充 A 的數(shù)據(jù)，由此可見，公鑰的分配和認證以及真實性也是一個比較重要的問題。