最近，根据某国际安全小组的研究表明，金融巨头Visa旗下部分受HTTPS保护的网站最近被发现了一种漏洞，它的存在可以让黑客注入恶意代码，访客浏览器将会访问到恶意内容。
加密重用造成的Forbidden Attack
据统计，受影响一共有184台服务器，其中部分属于德国证券交易所（Deutsche B rse）和波兰银行协会（Zwizek Banków Polskich），它们被发现容易受到某加密技术漏洞的攻击，我们称之为“Forbidden Attack”。此外，还有7万台web服务器被发现存在风险，虽然实际执行攻击会比较困难。
这些数据来自于1月份的全网扫描，当时Deutsche B rse就修补了这个漏洞。但是在上周三的时候，研究人员发现Visa和Zwizek Banków Polskich的漏洞似乎仍然存在，而且官方并没有回复安全研究员私下提交的漏洞信息。
该漏洞源于不正确的传输层安全协议，在数据被加密时，错误重用了相同的加密随机数。TLS的规范其实已经写明，这些数据只能使用一次，当多次重用时，则会导致Forbidden Attack。这种攻击能让黑客自行生成密钥去认证网站内容。这个漏洞利用的首次提交，是 以评论的形式写给国家标准技术研究所的。之所以叫这个名字，是因为其正确加密的基本原则，是必须临时而独特的。
在TLS握手中，那184台HTTPS服务重复使用了客户端浏览器首次连接到HTTPS网站的那个随机数，违背了加密的基本原则。因此，黑客只要有能力监控连接传输的内容，比如处于同一个不安全的wifi环境下，他们就可以将恶意内容注入到传输数据流里，而客户端浏览器并不能检查出任何差错。
研究人员在一篇名为《忽视随机数的恶果：TLS GCM实战伪造内容攻击》的paper中写道：“这是可靠性验证的失败，即使只在同一个时间段里重用一个随机数，也能让黑客通过HTTPS进行伪造内容攻击。”这项研究的结果，也将作为8月份拉斯维加斯黑帽的大会某议题的基础材料。
黑客污染HTTPS认证过的内容的中间人攻击，已经击破了TLS的基本保证。黑客可以绕过保护，添加恶意JS代码或者添加能诱惑访客输入密码、社会安全码或者其他敏感数据的WEB内容。虽然这个漏洞让Forbidden Attack很好的文档规范化了，新的研究结果仍值得我们注意如何利用它去对抗HTTPS保护的网站，网上也有相应的POC代码。
下面则是一段演示视频：
https://www.youtube.com/watch?v=qByIrRigmyo
GCM随机数重用攻击visa.dk的POC
这篇paper是由研究人员Hanno B ck、Aaron Zauner、Sean Devlin、 Juraj Somorovsky、and Philipp Jovanovic共同撰写，里面警告我们网上约7万HTTPS服务器，可能会因为伪随机数算法生成的“随机数”而遭受这类攻击。只要有足够多的WEB请求，黑客就有很大可能性去重用其中一个来执行攻击。然而这样所需WEB请求的数量是比较大的，约2的30次方个请求里取得重复随机数的可能性为3%， 2的35次方个请求后能100%成功。正如paper的标题所述，Forbidden Attack针对的是AES-GCM，世界上最广泛的TLS对称加密协议。
在研究人员发现的7万站点中，黑客需要往WEB连接里填充TB级别的数据，从而创建足够多的请求。因此，这种攻击的理论性可能会高于实际意义。但是，这仍然被大多数运用HTTPS保护的组织当作不可接受的风险。研究人员目前确定了几个TLS实例中生成了伪随机数，其中有IBM的DominoWEB服务器，已于3月打上了补丁。还有个Radware的负载均衡器的案例，也 已经修复了。
自研究人员发布扫描结果后，许多漏洞网站已经修复了。但是只有工程师们深刻意识到这个问题，事情才能显著改善，这也是研究人员发布这篇paper的原因。
Zauner 在邮件中写道，“我敢肯定一年以后我再去扫描一遍，还是会有很多的漏洞案例。可能还有更多方法可以利用它，谁知道呢？”
GCM工作机制浅析
那么，像GCM或者类似CTR模式的CCM，为什么不能在发送的信息中进行随机数重用呢？下面我们将就GCM的工作机制进行解释一番：
当使用AES GCM时，我们并不会运行AES加密的数据。而我们会使用AES去加密标志自增计数器创建的各区块，这就造就了不可预知的比特流（密钥数据流）。然后，我们会用需要加密的数据流与之进行XOR运算。而最初的计数区块，就是用来与其他加密文本一起生成身份验证标记的。
如果我们单独看AES加密算法，可以知道用相同的密钥去加密相同的数据，是会得到相同的加密文本的，这也是我们为啥需要CBC模式下的IV。那么我们在GCM里面重用相同的随机数会发生什么呢？
假设有两个不同的消息A和B，我们如果在其中使用了同一随机数N，这些消息的第一个区块会被这样加密：
C = AES(counter(N,1)) ⊕ A
C = AES(counter(N,1)) ⊕ B
这基本上意味着，我们如果使用相同计数器和相同的随机数去XOR两个加密的区块，会得到XOR的文本：
C ⊕ C = B ⊕ A
如果我们知道其中一个纯文本，我就可以用加密文本与之XOR，从而得到密钥数据流。最后，我们就能解密另一段使用同样的密钥和随机数加密的文本了（这点受限于已知文本长度）。
本文转自d1net（转载）
