复习笔记--计算机系统安全

Lecture 1

安全目标
机密性(confidentiality、secrecy、privacy)：授权用户具有读权限
完整性(integrity)：仅被授权实体可按所授权权限进行修改
可用性(availability)：仅被授权实体可访问
防御方法
防止：prevention
阻碍：hindrance
震慑、制止：deterrence
偏斜、偏差：deflection
检测：detection
恢复：recovering
安全原则
最弱链接原则
适当保护原则：安全目标不是最大化安全，而是最大化实用性，限制风险的花费控制在可接受范围内
有效性原则：必须使用控制措施，控制措施要适当、有效，措施要充分、适合，用户心理能接受
深度防御
晦涩的安全是不起作用的
系统的安全需求，如：
银行
空军基地
医院
家庭

Lecture 2

内存保护模式：保证一个用户的进程不能访问其他人的内存空间，操作系统进程、用户进程具有不同的权限
栅栏
分段
分页
基/堆寄存器
重分配
CPU模式(又叫处理器模式、特权模式)
系统模式(内核模式)：可以执行任意指令、访问任意内存地址、硬件设备、中断操作、改变处理器特权状态、访问内存管理单元、修改寄存器
用户模式：受限的内存访问，有些指令不能执行
不能停止中断，改变任意进程状态，访问内存管理单元等
从用户模式转到系统模式的切换必须通过系统调用
服务程序和用户的应用作为进程运行，形成用户空间
root用户运行的进程可能在内核模式或用户模式
内核实现方法
单核：一个大内核提供所有的服务，包括文件系统、网络服务、设备驱动等
所有内核代码运行在单地址空间，互相之间会产生影响
如，Linux2.6内核有6百万条代码
优点：高效
缺点：复杂，某部分的bug会影响整个系统
例如：UNIX-variants：FreeBSD，SunOS，AIX，NetBSD
提供可加载内核模块的内核依然是单核，如MULTICS
微内核：内核较小，仅提供执行系统服务必须的机制
内核提供：低地址空间的管理，线程管理，进程间通信
操作系统的服务可在用户模式下工作：包括设备驱动、协议栈、文件系统、用户的接口代码
优点：可实现最小特权，容忍设备驱动的失败/错误等
缺点：性能差，系统的关键服务出错后会使系统停机
系统调用：UNIX为每个系统调用在标准C库中设置一个同样名字的函数。用户进程用标准C调用序列来调用这些函数，启动函数调用对应的内核服务
进程控制
prctl：对进程进行特定操作
ptrace：进程跟踪
文件管理
fcntl：文件控制
umask：设置文件权限掩码
truncate：截断文件
用户管理
信息维护
通信
用户空间的安全机制
鉴别
访问控制
记录日志和审计
入侵检测
被动式IDS vs 响应式IDS
基于主机IDS vs 基于网络IDS
恢复

Lecture 3

二进制文件 vs 脚本文件
命令cat和more调用了read()系统调用，但仅当对要访问的文件或者目录有r权限才能调用、
mv命令对转移文件不需要读权限
粘滞位：在最低位，为t表示无x权限，有T表示有x权限，t/T都表示只有拥有者且为root才能删除或更名目录下文件
对于目录：读权限仅能显示目录下的文件的文件名，执行权限可以用于遍历文件属性信息，写加执行权限可以在目录下创建删除文件更名文件，且在UNIX中，目录不具有继承性
若无写权限，则用户无法访问目录下文件信息
若有读权限但是无执行权限
ls somedir, ok
ls -l somedir, no
有执行权限但无读权限
ls -l someDir/file, ok
ls somedir, no
只有超级用户可以创建一个目录的硬链接
/etc/group文件保存组用户和组id的映射

Lecture 4

访问控制的一些建议
虚拟化限制
操作系统级虚拟化
chroot
FreeBSD jail
虚拟机
虚拟指令集
root权限分开
POSIX/Linux内核能力
FreeBSD安全级
细粒度的、基于进程的强制访问控制：目的是更好的实现最小特权，分配一个程序其需要的权限，不同于按用户进行权限划分
chroot好处
增加了系统的安全性，限制了用户的全力
建立一个与原系统隔离的系统目录结构，方便用户的开发
切换系统的根目录位置，引导Linux系统启动以及急救系统等
chroot的一些原则
在chroot环境下以non-root user运行
正确的放弃权限
利用chdir显示进入jail
在jail环境中内容尽量少
尽可能让root管理jailed文件
建立权限设置脚本
不要在jail环境存放/etc/passwd文件
在建立jail环境前关闭文件描述符
FreeBSD jail的三个目标
虚拟化：每个jail是运行于单机的虚拟环境，拥有自己的文件，进程，用户，超级用户。在jail内部看起来和真实系统一样
安全：每个jail和其他部分无关联，破坏其他部分比较困难
容易授权：因为jail是受限环境，管理员授权后对整个系统影响不大
虚拟机在用户进程中模拟硬件，性能差；虚拟指令集无主机OS，只有一个小型的虚拟指令集运行在硬件上，性能高，能支持多个OS
细粒度访问控制工具：Systrace，LIDS
SELinux：类型强制访问控制(TE)，所有访问都必须明确授权，默认不允许任何访问，无超级用户，通过指定主体类型(即域)和客体类型使用allow规则授予访问权限
每个进程上下文：ID，role，domain
allow规则由四部分组成
源类型：尝试访问的进程的域类型
目标类型：被进程访问的客体的类型
客体类型：指定允许访问的客体的类型
许可：象征目标类型允许源类型访问客体类型的访问种类
如：allow user_t bin_t:file {read execute}，user_t为源类型，bin_t和目标类型或者客体类型，file是其名称，大括号内包括的许可是文件客体类别有效许可

Lecture 5

访问控制矩阵：行表示用户或进程(主体S)，列表示文件(客体O)，值为权限。即A(S,O)准确的描述了保护状态的模型。描述一个主体(进程)相对于系统客体的权限，并且是变化的。
通常客体可操作的可称为客体：目录、文件或者内存段。在遇到kill、suspend、resume等命令时，主体可以当成客体使用
访问控制列表(ACL)：每个客体维持一个访问列表，列表上为用户以及在这个客体上相应的权限
能力表：每个用户或者进程(主体)维持多个序列对，序列对内容是客体和对应权限
自主访问控制(DAC)是依据主体的判断力授予访问权限，通常由客体的拥有者授权，但是容易被Trojan木马入侵

Lecture 6

两阶段更新：准备阶段和提交阶段，防止数据很大修改到一半就失败。提交阶段时要设置提交标志，写入数据库。直到COMMIT-FLAG为0才能执行操作
推理：根据不敏感的数据得到、推理敏感数据。

Lecture 7

安全策略：定义了系统的安全，可以是非形式化的，也可以是数据描述，精确定义安全策略后，我们信任它
将计算机系统想象成有限状态的自动机，设定一系列转换函数
策略将系统状态划分为
被授权状态
未授权状态(不安全)
机密性：X为实体集，I为信息，I具有机密性属性：如果无x属于X可以从I中获得信息，如X为学生，I为期末考试试卷题目
完整性：I相对于X来说有完整性，当所有x属于X，信任I中的信息。
信任的类型包括
信任I，包括传递和保护(数据完整性)
I的起源和身份(初始完整性，鉴别)
信任其能按预定的功能工作(保障)
可用性：I相对X来说有可用性：当所有x属于X可以访问I
可用性类型
按传统：x可以访问或者不可以访问
按服务质量：访问效率等

Lecture 8

BLP模型

信息安全级别
绝密 Top Secret
机密 Secret
秘密 Confidential
公开 Unclassified
主体的安全许可L(s)，客体的安全级L(o)
信息向上流动，非向下流动
上读不允许，下读允许
禁止上读原则
信息向上流动，非向下流动
上写允许，下写不允许
禁止下写原则
A是安全级，C是安全分类，(A,C) dom (A',C') iff A' <= A和C'属于C。如(Top Secret,{NUC,ASI}) dom (Secret,{NUC})
安全级集合L = A x C，dom形成格序
最小上界lub(L) = (max(A), C)
最大下界glb(L) = (min(A), 空)

DG/UX System

初始
主体的标签：指定为用户，保存在授权与鉴别数据库中
客体在创建时建立标签
显示标签：是属性的一部分
隐式标签：从父目录获得
进程p(MAC_A标签)想创建/tmp/x，可是x已经存在，标签为MAC_B，并且MAC_B dom MAC_A，所以创建失败
多级目录时，若进程p为MAC_A标签，想创建/tmp/x，可是MAC_A对应的目录为/tmp/d/，所以创建了/tmp/d/x

Lecture 9

Biba完整性模型

主体和客体具有完整性级别I，包括完整级和分类(和机密性类似)
读写和BLP模型相反
执行操作和写操作一样

Clark-Wilson模型

主要关注责任分离和事务