Un pequeño lugar donde compartir, aprender y divertirse.

Ayer se hizo público el JB para la firmware 4.X de Apple para los iPhone/iPod Touch, y por tanto el JB tanto para el iPhone 3G, 3G y el nuevo iPhone 4. Lo interesante de todo ello es que se ha llevado a cabo de nuevo por medio de un exploit en safari. Y es que de nuevo en esta ocasión para realizar el JB tan solo es necesario restaurar a la versión más nueva (hasta la fecha) y dirigir el navegador a la web:

http://jailbreakme.com

Y eso es todo.

Pero eso es tan solo la buena noticia, dado que este método evidencia la torpeza de los ingenieros de Apple, así como la razón por la cual Apple está considerada la peor empresa dle mundo a nivel de seguridad del software ¿Que tiene que ver una cosa con la otra? Todo.

Hace ya algún tiempo en el artículo sobre los exploits explicaba esto, pero vamos a hacer un breve resumen de todo aquello. El sistema de hacer JB publicado simplemente se basa en hacer uso de un exploit que afecta a TODOS los ipod touch/iphone con versión mayor o igual a la 3.X. Si el lado bueno y amigable es que cualquier dispositivo con dicha versión podría beneficiarse de hacer un JB rápido y cómodo… el problema aparece cuando cuanquier usuario malintencionado usa dicho exploit pero con fines no tan generosos.

Un exploit no es más que un pequeño programa informático, cadena de texto, datos aparentemente sin sentido… que logran que un programa dado falle, produciendo en este una serie de anomalías. Este exploit dispararía en el programa estas anomalías generalmente por descuidos que los programadores pasan por alto y que una tercera persona que ha estudiado el caso logra comprender y aprovecharse de ello. Dada la naturaleza de estos errores de programación, la naturaleza del exploit es diferente. Pero al final, el único objetivo del exploit es inducir al software objetivo en un estado anómalo, gracias a ese fallo de programación. Es por ello que dependiendo del comportamiento anómalo que pueda experimentar el programa objetivo, el exploit será más o menos peligroso. Un ejemplo muy sencillo a esto sería por ejemplo una vulnerabilidad en el decodificador de imágenes JPG de un navegador, que se diese el caso de que si una imagen fuese constituida con una serie de bits específicos el decodificador del navegador fallase y con él el navegador experimentase un error y se cerrase. Pues bien, el objetivo máximo que podría lograr este exploit es reiniciar el navegador. ¿Pero que pasaría si el exploit permite lo que se denomina ejecución de código remoto?

Imaginar ahora un exploit que lo que ataca no es un decodificador de imagen en el software, sino la pila del sistema operativo que gestiona dicho programa, en este caso el OS del iPhone/iPod Touch, y el navegador es Safari. Imaginar que el exploit lo que logra es que Safari se vea afectado por un desbordamiento de buffer. Esto que puede significar? En los sistemas operativos, normalmente las variables de un programa o función en ejecución están en la pila del sistema, y al final de esta la dirección de retorno del programa. Que pasaría si pudiésemos modificar la pila del sistema a través de una aplicación cualquiera? Que con suerte podríamos ejecutar el programa que quisiésemos!! Volviendo a Safari, yo que soy muy mal intencionado creo una Web maligna que cuando es visitada envía una serie de datos a priori sin sentido hacia el navegador objetivo. El usuario no lo sabe, pero esos datos están por ejemplo haciendo que Safari almacene en una variable definida como una variable de 8 caracteres un dato de 30 caracteres!! Que sucede? La pila tenía solo 8 bytes de espacio reservado para esa variable, no 30!! Pero la pila no sabe de límites, estos se imponen en el código del programa, y este le dijo a la pila que reservara espacio solo para 8. Así, que Safari sin saberlo coloca en la pila del sistema un dato de 30 bytes en vez de un dato de 8 Bytes. ¿Cual es el problema? Bueno, hemos dicho que la pila almacena las variables del programa en ejecución más otras cosillas más al final de la pila suele encontrarse la dirección de retorno del programa. Imaginar que Safari reservó espacio de 8bytes para esa variable, y justo despues de esa se reservaron otros 18 bytes para otra, y que los últimos 4 bytes fuera la dirección de retorno. Si esto es así y safari coloca los 30 bytes en la posición en la que originalmente solo se pensó que iría un dato de 8, la pila se sobreescribirá!! la variable de 8 bytes quedará con el contenido de los primeros 8 bytes del dato maligno, pero es que la segunda variable de 18 bytes quedará completamente sobreescrita también, y también la dirección de retorno!! Es decir, simplemente sobrecargando una variable que inicialmente no estaba pensado para ello, se ha logrado sobreescribir sin problema alguno dos variables y la dirección de retorno.

La dirección de retorno a fin de cuenta no es más que un salto de instrucción que hace que el sistema devuelva el control en un punto concreto del código. Si tenemos nuestro programa malicioso en un buffer de la aplicación podemos de forma facil hacer que el sistema ejecute ese código, ya que este creerá que ese lugar es por donde iba el cógido ejecutándose antes de entrar en la función que fuese. El resultado? Atacando Safari se logra que el sistema operativo ejecute un programa que nosotros suministramos de fuera.

Vale, esto puede parecer todo un poco técnico, pero en realidad es muy simple.  Básicamente gracias a un fallo de seguridad de los programadores CUALQUIER usuario que conozca el exploit puede crear una página web maliciosa que cuando cualquier usuario de iPhone/iPod Touch al abrirla quede expuesto a lo que desee el atacante. En este caso se ha usado para hacer el JB, pero simplemente cambiando el Payload el resultado puede ser que te roben cualquier dato dele teléfono, agenda, correos… o peor aun!!! Que se hagan con el control TOTAL de tu dispositivo. Es decir, simplemente con visitar una web y sin tu darte cuenta de nada tu dispositivo es controlado de forma remota por cualquier hacker.

Como evitar esto? No se puede. Son los ingenieros de software, programadores, analistas… los que tienen que evitar que existan exploits que permitan ejecución de codigo. Mientras que los prgramadores de Apple continúen siendo tan torpes, cualquier hacker en el momento que desee puede hacerse con el control con prácticamente cualquier iPhone / iPod del mercado, incluyendo el iPhone 4 por supuesto. Pero esto no es ciencia ficción, esto YA es un echo, y la prueba viviente de ello es el nuevo JB. Si el JB existe gracias a dicho exploit, os puedo garantizar que son muchos que están usando dicho exploit para apoderarse de información y de muchos dispositivos ahora mismo. Y cuando hablo de control total me refiero a control total, desde robo de cualquier información, realizar llamadas…

La solución? Parches y más parches y más actualizaciones… Que esa es otra, ya llevamos 26 actualizaciones de software y aun nos encontramos con exploits de nivel crítico como el que permite el JB. El problema es que el JB es público y cualquiera podría interesarse por el tema y crear una web maliciosa para apoderarse de tantos iphone caigan en sus manos. Sin querer dar ideas, podría anunciar una versión de mi web para iPhone/iPod/iPad y lo que realmente hago es colocar en dicha web el exploit para hacerme con todos los incautos.

El problema es el mismo, creo que el 99% de todos los usuarios de dispositivos móviles, PCs… no son conscientes de lo importante que es usar un sistema seguro. El problema no es un virus que entra en nuestro sistema por nuestra torpeza!! Sino el cegarse y creerse que simplemente no sucede nada porque nadie puede interesarse en nosotros. Díganselo a políticos, directivos o cualquier otro que para ellos su equipo o su dispositivo portatil es esencial para su trabajo y que además contiene información altamente sensible. Eso sí, raro es el día que no escuchamos que un hacker ha hecho público un listado con millones de cuentas de Facebook, de Gmail, de Hotmail, de… o que han pillado a alguien que controlaba una red Zombi para enviar Spam… Es algo que he dicho siempre, si no te importa la seguridad, entonces deja a partir de ahora la puerta de tu casa abierta por las noches. Te van a robar la primera noche? Puede que sí puede que no, pero lo que es seguro es que antes o después es posible que tengas un buen susto. Y hasta que esto no se comprenda, Internet seguirá siendo a la par que una gran herramienta, un lugar en el que hacerse multimillonario puteando al ingenuo.

El principal problema que tiene la comunidad Apple desde mi punto de vista es precisamente el que se crean estar más seguros que ningún otro usuario, cuando es exactamente lo contrario. Esto produce una aparente sensación de seguridad al usuario, lo que le hace ser tremendamente descuidado y despreocupado. Si tenemos en cuenta que Apple posee el mayor indice de problemas de seguridad aun cuando sus productos tienen una penetración en el mercado mínima, hacerse con el control de un MAC, MacBook, iPhone, iPad… es una tarea que llega a ser muy simple para cualquier hacker mediocre, no hace falta siquiera irte a grandes gurús para ello. Y por supuesto!! sin que el usuario sepa absolutamente nada, el usuario continuará creyendo que su iPhone es seguro, que su MAC es seguro… cuando en realidad están accediendo a sus datos, archivos, fotos, contraseñas, agenda, calendario…. y jamás se dará cuenta. Hasta que un día, al igual que si dejas la puerta abierta de tu casa, tendrás un buen susto y te empezarás a tomar la seguridad algo más en serio.

Por cierto, no, actualmente no hay ningún sistema de protección para este y otros exploits que actualmente se conocen contra el iPhone/iPad/iPod Touch. Esto significa que con la publicación del JB el número de web maliciosas que pueden apoderarse con el control total de tu dispositivo o instalarte un virus, o lo que sea, se van a multiplicar exponencialmente. Es más, si tengo tiempo haré una pequeña demostración de lo “sencillo” que es hacer esto (una vez se conoce el exploit por supuesto). El verdadero genio no olvidemos es aquel que descubre los exploits y es capaz de prepararlo todo para la ejecución de código remoto. El resto en comparación es coser y cantar.

No es la primera vez que aparece en este blog los amigos de Secunia. Para quien no lo sepa, Secunia es una de las empresas más importantes (si no es la más) dedicadas por así decirlo a consultoría y/o auditoria en seguridad de software. Posiblemente posee la base de datos pública más extensa sobre vulnerabilidades de software. Cuando hablamos de vulnerabilidades de software (normalmente exploits), hay que tener en cuenta que son datos relativos, es decir, los datos que se tienen son siempre de las vulnerabilidades conocidas, no significa que no existan más, y esto es algo a tener muy en cuenta, ya que un buen software (en relación a la seguridad) no se puede medir únicamente por el número de vulnerabilidades, sino la penetración de él a nivel mundial. Esto es algo que este año Secunia a comenzado a tener en cuenta, a fin de cuenta encontrar un error en un programa que usan 10 personas es más fácil que encontrarlo en uno que tan solo usa una persona.

Para quien quiera el informe completo puede descargarlo desde el siguiente enlace:

Secunia Half Year Report 2010

Cuando hablas con un experto sobre seguridad informática, puede darte razones o explicarte por qué un sistema es más seguro que otro o que tecnologías son superiores. En cambio, y aquí lo hemos vivido alguna vez, el usuario medio no entiende de exploits, de ASLR, DEP, núcleos… ellos tan solo le dan a un botón para encender su equipo y viven en la creencia de que este es seguro. Y no es que no lo sean, algunos lo son de echo, otros lo son menos y otros… bueno, tiene que existir de todo. Lo que quiero decir, es que ese grupo de usuarios (que es el mayoritario) les vale más una tabla con resultados que todas las explicaciones del mundo. Y aquí es donde entra Secunia. Hoy no vamos a volver a explicar las diferentes medidas de seguridad o que software es mejor que otro y por qué. Simplemente quiero comentar los datos de Secunia.

Pues bien, nada más comenzar el informe, lo primero que nos enseña Secunia es el Top 10 de las empresas de software con más vulnerabilidades. Ya lo he dicho antes, pero lo voy a repetir, tener siempre en la cabeza presente cuales de esas empresas tienen mayor penetración en el mercado. Si se tiene esto en mente, los datos se interpretan de otro modo más realista, y si lo tenemos en cuenta, algunos datos que nos presenta Secunia son escalofriantes, ya que la siguiente imagen tan solo entiende de número de fallos de seguridad, no de uso:

Si los colores no se distinguen bien no importa, en la leyenda de la derecha están ordenadas las empresas por orden de ranking. Los resultados son cuanto menos interesantes. Apple no solo ostenta el peor puesto, sino que va de mal en peor. A esto hay que sumarle el echo irrefutable que de todas las compañías de software del top 10, Apple es además con mucha diferencia la que tiene menor penetración en el mercado!! Ojo!! En esta gráfica no se recogen sistemas operativos o software concreto, sino TODO el software de la compañía. De todos modos los nombres de las empresas del top 10 son de todo menos desconocidos, y de echo, quitando Adobe y Mozilla, el resto de empresas tienen su propio Sistema Operativo: Windows, MAC OS, Android/Chrome, Cisco IOS, VMware ESX…

Hace unos meses era un servidor quien hacía una comparativa similar, simplemente con carácter informativo basándome en los datos de Secunia. Pues bien, el informe de ellos básicamente destaca lo mismo.

1º. El puesto de honor como no podía ser de otro modo es para… Apple, y lo es en realidad desde más allá de año 2000 (no aparece en la gráfica) según Secunia. Y digo desde el 2000, porque como se puede ver en el informe original, en los datos de Oracle se sumaron también los datos de sus recientes adquisiciones: Sun y BEA, si las separamos, Apple reside en el puesto de honor desde el año 2000, superada tan solo por Microsoft como se puede apreciar en 2006. Entre el software de Apple encontramos sobre todo MAC OS, iPhone OS, iTunes y Safari como software más “importante” de ellos, que es en los cuales reside el grueso de las vulnerabilidades. El primer puesto es por tanto para la empresa con menos presencia de software de todas las que aparecen en la lista. (Aun saldrá Jobs diciendo que MAC OS es el OS más seguro, y le echará las culpas de nuevo a Adobe, como ya hizo tiempo atrás)

2º. En el segundo puesto tenemos a Oracle, un peso pesado. Si bien es cierto tenemos que ser un poco consecuentes con ellos, y se les ha sumado las vulnerabilidades no solo de estos, sino de sus recientes adquisiciones como por ejemplo Sun. Oracle es una de las empresas más fuertes de Software también, con una presencia enorme en el mercado, posiblemente, de las que más presencia tiene. No es por tanto demasiado incoherente verla en el puesto número dos. Software de Oracle? Pues quizás el que ha tenido mayor repercusión ha sido su software para bases de datos, entornos de programación como JDeveloper, entornos de ofimática como OpenOffice… y recientemente con la compra de Sun pues la lista se engrosa con MySQL por ejemplo o por supuesto JAVA. Es decir, no estamos hablando de una empresa que no sabe que es un software. El puesto número 2 es justificado? Bueno, no es “justo” si tenemos en cuenta el gran elenco de software que aporta Oracle y la penetración de este, pero los datos son los datos, y es la segunda peor empresa en cuanto a seguridad se refiere.

3º. Por increible que parezca a más de uno, Microsoft no solo no está en el puesto número uno, sino que se encuentra en el número tres. Bueno, posiblemente a día de hoy sea la empresa de software más fuerte del mundo, no por su variedad quizás, sino por su penetración en el mercado, lo que hace aun más impresionante su posición. Por penetración, Microsoft debería de estar con muchísima diferencia en el puesto número uno, en cambio no es así. Este echo constata el gran esfuerzo de la compañía de Redmond en cuestiones de seguridad. Esto es algo que he dicho muchas veces, pero parece que si no son con datos nadie te cree. No hace falta nombrar el Software de Microsoft, pero por si tenemos algún despistado podemos resumirlo fundamentalmente a: Windows, Office, Internet Explorer, SQL Server e Internet Informations Server (IIS). Recordemos que Windows tiene una penetración de más de un 90%, Office posiblemente de más de un 40%, IE un 40-60 según los últimos datos… y sobre SQL Server e IIS no tengo datos ahora mismo, pero son usados de manera bastante extensa. Y aun con todo ello tan solo ostenta un tercer puesto. Si separásemos Oracle, tendría un puesto aun inferior. y Apple aun quedaría la primera. De echo, a datos de 2005 se puede observar que MS ostentaba el puesto número cinco.

4º. Y quien no conoce HP? En realidad desde mi punto de vista los datos para HP son malos… si no tenemos en cuenta la reciente compra de Palms, softaware que ya se encuentra incluido bajo HP en dicha gráfica. HP se dedica principalmente a Software, pese que la gran mayoría los conoce más como OEM. Esto es debido a que las soluciones de HP son más empresariales que domésticas. Es por ello que los datos de HP son malos para mi, dado que no posee una penetración tan amplia como pueda tener Oracle o Microsoft, y en cambio está en el puesto número cuatro. De todos modos, el top 10 coincide más o menos con el top 10 de los mayores fabricantes de software, y por tanto estar en el puesto cuatro tampoco es una noticia demasiado mala. Software de HP? Bueno, quizás menos conocido para el usuario doméstico, pero tenemos desde el software de centros de datos (data centers), sofware de seguridad, de gestión, de control… y recientemente además se le debe de sumar al igual que a Oracle su última adquisición: Palm, lo cual explica un cuarto puesto, y entre su software sobr todo destacar Palm OS/WebOS

5º. Adobe System, otra de esas empresas dedicadas por completo al mundo del software. Posiblemente uno de los puestos más equilibrados de todo el top 10, el que menos sorprende ni por bien ni por mal, y no porque esté en el ecuador de la lista. Pese las críticas y el intento por parte de Apple de boicotear Flash, el software de Adobe es por regla general bastante más seguro que el de Apple. Esto contrasta enormemente con las palabras de Jobs, al afirmar con toda la cara del mundo que “Cuando MAC OS falla es por culpa de Flash”, excusa que daba entre otras para justificar el motivo por el cual iPhone no tenía Flash. No obstante todo no es positivo para Adobe. Aunque es cierto que Adobe se centra tan solo en software, es cierto también que de todo su software el más “problemático” es aquel que interactua desde la red (como lo es siempre), y básicamente se encuentra en el puesto número cinco por su tecnología Flash o Acrobat. Esto tampoco podemos decir que sea malo del todo, si tenemos en cuenta que Flash tiene una penetración de un 99%!! Es decir, que le guste al señor Jobs o no, un quinto puesto para Adobe son más que buenas noticias para ellos (para adobe), puesto como se verá despúes, solo Safari es bastante más vulnerable e inseguro que Flash.

6º. IBM tenía que aparecer tarde o temprano, y lo hace en un buen puesto. IBM es otro de esos grandes pesos pesados, junto con Oracle y Microsoft conforman seguramente los 3 fabricantes de software más importantes del mundo. Enumerar el software de IBM es algo absurdo, es enorme. Desde sistemas operavicos como OS/2, pasando por software de gestión de todo tipo, software de ofimática, de administración, data centers… aunque es cierto que prácticamente el grueso es orientado a empresas. Es cierto que si podemos decir algo a favor de IBM es que siempre se han tomado en serio la seguridad, y un sexto puesto es todo un logro. Evidentemente no tiene la penetración como pueda tener Microsoft u Oracle, pero sinceramente no sale demasiado mal parada.

7º. Interesante puesto en la séptima posición, VMWare. En realidad, aun en séptima posición, ostenta un resultado nefasto. VMware es una empresa de software especializada en software de virtualización, el cual por cierto tiene una aceptación y versatilidad enorme!! En los últimos años la virtualización se ha convertido en algo incluso necesario y tremendamente útil. Hasta aquí bien, el problema es que carece de sentido que una empresa con software tan especializado y con una cartera “pequeña” de este, aparezca en el top 10. Evidentemente vmware posee una gran aceptación y penetración en el mundo de los servidores, pero aun así me parece un puesto bastante alto. Sinceramente me ha sorprendido, no sabía que poseía unos resultados tan “malos” en referencia a la seguridad. Entre su software posiblemente los más conocidos sean VMware Workstation o VMware EXS

8º. Como no podía ser de otra forma, antes o después tenía que aparecer Cisco. Este es un puesto esperado y que se comprenderá en la medida que lo explique. Cisco, para quien no lo sepa, es la empresa más importante a nivel mundial en infraestructuras de red. En realidad esto podría aparecer no tener una relación demasiado importante con el software, no obstante si la tiene y por partida doble. De todas las empresas que tenemos en el top 10, Cisco es la empresa más “lógica” que intentaría atacar un hacker. Esto puede no tener aun mucho sentido, pero si incluimos que el 90% de toda la infraestructura principal de Internet se apoya en hardware Cisco, esto cobra mayor sentido, y rematamos la cuestión si recordamos que los routers y otros dispositivos de hoy en día son prácticamente todos a fin de cuenta gobernados por un OS o una firmware… software a fin de cuentas. Es decir, la penetración de mercado de CISCO no se puede medir en “personas”, como pueda ocurrir con Windows por ejemplo, sino en dispositivos de red. Cisco tiene una presencia increíble a nivel mundial. Y por otro lado, aunque el software de CISCO sea super específico, es evidente que por su gran importancia un porcentaje enorme de esfuerzos recaen en asaltar Cisco IOS, el software de control de la mayoría de sus routers. Encontrar un fallo de seguridad en Cisco IOS puede implicar tambalear todo Internet. No hay que irse muy lejos, hace un año aproximadamente se detectó un fallo de seguridad en este, y la respuesta de Cisco no se hizo de esperar, lanzó una actualización masiva para solucioanr dicho error, y fue enviada con carácter urgente a todos los ISP y otros. Cisco como tal se dedica sobre todo a grandes corporaciones/empresas, no al usuario doméstico, para ello posee la conocida Linksys, propiedad de Cisco. Es por ello que en la lista, CISCO antes o después debía de aparecer, al igual que es evidente que por seguro que pueda ser Windows, siempre aparecerá en la lista.

9º. Google!! También era un candidato esperado en la lista, aunque un noveno puesto es un resultado excelente. Google se dedica a día de hoy a prácticamente TODO, y por supuesto al software. Es normal que haya subido algún puesto si tenemos en cuenta la aparición del navegador Chrome o Android, pero tampoco podemos olvidar sus servidores gws (Google Web Servers). Con el éxito de Google es evidente que también ha sido un caldo de cultivo para hackers, y ello implica también que se descubran más vulnerabilidades. Es decir, Google en noveno puesto es una buena noticia para todos, ya que podemos decir que hacen un buen trabajo.

10º. Para terminar, el último en el Top 10, y con último me refiero a la “empresa” más segura del top 10, Mozilla (Mozilla es una organización, ojo, no una empresa). Es evidente que como empresa de software más cercano al usuario (navegadores, gestores de correo…) tenía que aparecer en la lista, dado también la penetración y el éxito que ha tenido Firefox (Thunterbird ha tenido menos éxito, pero por la sencilla razón de que el usuario medio no suele usar gestores de correo). ¿Que podemos decir de Mozilla? Bueno, Firefox posee un ratio de vulnerabilidades algo superior a Safari e inferior a IE. Si ahora atendemos a que IE tiene una cuota de mercado de un 40-60, Firefox un 20-40 y Safari un 3-4%, podemos decir sin lugar a dudas que el trabajo realizado por Mozilla es excelente, y de nuevo Apple se lleva una manzana roja, no se comprende como un navegador con tan poca penetración y se le encuentren tantos fallos de seguridad. Es un poco lo que sucede con Windows Vs MAC OS, teniendo el primero una penetración infinitamente superior, y en cambio a efectos globales MAC OS tiene más vulnerabilidades!! esto desde mi punto de vista es cuanto menos sorprendente

No obstante, del informe de Secunia se pueden extraer más cuestiones interesantes, como es e echo de que la gran mayoría de las vulnerabilidades, esas que hacen que el equipo se vuelva más inseguro, no residen en el propio OS. Por ejemplo, en Windows, el 65% de los fallos de seguridad no residen en Windows en sí, sino en el software que los usuarios instalan sobre él, que es el que debe de ser debidamente parcheado. Esto es lógico. Vivimos una época en la que el software se renueva cada día para ofrecernos desde características más avanzadas a simplemente software más eficiente o adaptado al hardware moderno. Pero quizás el echo más trascendente es la Red. A día de hot prácticamente la totalidad del software permite conexiones a internet para actualizarse, verificar licencias, trabajar sobre la red… esto dota a los programas con una nueva ventana de posibilidades, el problema es en cambio que un fallo de seguridad en el programa puede dejar expuesto al equipo que lo está ejecutando. Es por ello que la principal fuente de ataque en un sistema operativo es el navegador web, dado que es el software directo con el que interacciona cualquier usuario para Internet:

Esta otra tabla refleja el mismo top 10, pero sobre software concreto de terceros, es decir no incluyen sistemas operativos. Tengo que decir que no estoy de acuerdo con los datos de esta tabla. Según esta, Firefox actualmente se encontraría instalado en un 56% de equipos, Chrome un 30% y Safari en un 15%. Bien, actualmente aunque Firefox tiene una cuota más que aceptable y Chrome también, Firefox no tiene una penetración de un 56%, Chrome ni de lejos llega al 30% y Safari más quisiera tener un 15%, al igual que iTunes no lo tiene instalado un 43% de equipos. Los datos de la penetración de Adobe son más reales la verdad, aunque Adobe AIR no llega al 41% ni en sueños. Hay que decir que estos datos proceden de una fuente específica de Secunia, lo cual si explica las tasas de share tan altas. Quitando eso, lo que si es una realidad es el número de boletines de seguridad de cada uno de ellos. En este caso, el que se lleva la peor parte es Firefox y despues Safari a muy poca distancia. De nuevo se debería de repetir lo mismo que en la tabla anterior, el software más usado debería de ser el que más vulnerabilidades presentase, y en cambio vemos de nuevo a Apple casi en cabeza de la lista, siendo Safari el navegador menos usado con mucha diferencia en el mercado.

Si es interesante destacar el tercer puesto y el séptimo. El tercer puesto lo ostenta el runtime de JAVA, que con un 89% de share es aceptable su tercera posición. El séptimo puesto es para Flash, y es destacable porque choca de nuevo de bruces con las palabras de Steve Jobs, cuando este decía que el problema de MAC OS era casi siempre Flash. Pues bien, quitando el echo del share de uno u otro, lo que es cierto es que Safari es en cuanto a seguridad se refiere infinitamente peor que Flash, y eso que Flash tiene una penetración casi dele 100%. Es evidente que una vulnerabilidad no es sinónimo a un mal funcionamiento, pero si pudiésemos medir esto, el resultado sería similar a todas las tablas mostradas. Por cierto, otra posición interesante es la de iTunes, y creo que es la más preocupante del top 10.

Los 10 programas de esta lista, tienen TODOS una interacción directa con internet. En la lista encontramos evidentemente y en los puestos superiores 3 navegadores, y en la cola un gestor de correo. Con esto son ya 4 piezas de software en los que su uso es casi exclusivo para Internet. Pero ademeás de estos 4 programas tenemso JRE y Flash, los dos complementos (addons) para los navegadores más importantes. Si bien estos pueden ser usados para otras aplicaciones, el 99% de su uso es directo con internet. Ya tenemos cubiertos 6 de 10. Por otor lado tenemso Adobe AIR y Acrobat/reader, que en realidad es el mismo software básicamente (una versión lite de la otra). Y por qué está Acrobat en la lista? Porque la lectura de PDF online se ha convertido en algo habitual, y los complementos para los navegadores para ello son igualmente comunes en estos. De las 10 piezas de software mostradas, iTunes es la única que no tiene una razón de ser directa con internet. Sí, iTunes lo usamos para comprar música o aplicaciones… pero no tiene una interacción directa con Internet, tan solo es un programa que requiere una conexión para poder conectar a los servidores de Apple. 48 boletines de seguridad para iTunes es simplemente algo sorprendente, cuando Internet Explorer que posee una penetración de un 99& tan solo tubo 49, y es un explorador web. De nuevo, la seguridad de Apple es cuanto menos inexistente.

Como muchos habrán visto, en dicha tabla NO aparece ningún producto de MS. No es que no estén, es que se han puesto en otra tabla. De todos modos, el tan criticado IE se situaría en dicha tabla en la posición 9.

Todo esto no significa que el software que usamos sea deficiente ni mucho menos. Es igual de importante la política de actualización de estos. De echo, algunos software como Firefox o Chrome, pese a tener un numero relativamente elevado de vulnerabilidades, las actualizaciones de estos son casi inmediatas, no se suele esperar a tener 10 vulnerabilidades para corregirlas. Esto quiere decir que cualquier usuario de Firefox o Chrome puede tener una seguridad bastante alta de que su navegador es seguro siempre. Microsoft con IE no es tan inmediato como los dos mencionados. Para MS a menos que sea un fallo crítico suele esperar a los boletines de seguridad que suelen poner en Windows Update cada dos jueves, aunque si es cierto que cuando la vulnerabilidad es grave al día siguiente tenemos el parche disponible en el Update. La peor parte de nuevo es para el software de Apple, la política que tiene de actualizaciones es nefasta. Apple tan solo suele parchear problemas de seguridad cada bastante tiempo. Es decir, si se descubre mañana un exploit que afecta a Safari y que permite un control total del equipo, Apple puede tardar perfectamente meses antes de parchear la vulnerabilidad, mientras que Firefox o Chrome lo tendrían parcheado el día después. Esto parece que no tiene importancia, pero cuando un fallo de seguridad se descubre y se hace público, es muy común que aparezcan exploits inmediatamente que los aprovechen. Existen numerosas bases de datos de estos que se actualizan continuamente, y si tu equipo no está actualizado, eres vulnerable.

Adobe por otro lado es cierto que tampoco se da toda la prisa del mundo, se toma las cosas con algo de calma, sin llegar a la inactuación de Apple. Adobe suele estudiar el caso, probarlo, reprobarlo… y entonces saca la actualización. Ante un fallo crítico Adobe respondería aproximadamente en unos 3-5 días. Sun (ahora Oracle) tendría una respuesta similar. De todos modos ambos tienen un excelente soporte de actualizaciones periódicas, y no está de más actualizar el software dele equipo cada mes o dos meses.

Conclusión? Bueno, los datos de Secunia son los datos de Secunia, con sus matizaciones, interpretaciones… pero están ahí. Que Apple disponga del software más vulnerable no es nuevo, para un hacker asaltar un MAC OS es infinitamente más sencillo que una plataforma Windows, o atacar a Safari mucho más simple que hacerlo contra Firefox o IE. Es por ello que aquí se demuestra que los mitos son mitos por algo. Que por mucho que muchos usuarios se empeñen en decir que MAC OS es más seguro, la realidad es bien distinta, no solo son más seguro, sino que son colistas en cuanto a seguridad se refiere.

Un hacker listillo ha logrado hackear el AppStore de Apple, realizando cambios en este y obteniendo posiblemente información de cientos/miles de usuarios. El efecto inmediato no se ha hecho de esperar, y misteriosamente los rankings de aplicaciones de este se han visto completamente modificados. Así por ejemplo, 40 de las 50 aplicaciones más valoradas eran todas referentes a libros y otros. Este fue el primer aviso de que algo no andaba bien en el AppStore, pero parece ser que era solo la punta del iceberg.

Si lo primero no es algo que a muchos pueda preocuparle, hay que decir que la información a la que dicho hacker (o grupo de ellos) ha tenido acceso tiene un valor incalculable, pero por si fuese poco, también se ha detectado un ataque masivo a cuentas de usuarios de iTunes, en las que se han detectado compras masivas de aplicaciones, canciones y todo tipo de contenidos desde estas. Muchos usuarios al abrir itunes se han llevado la “graciosa” sorpresa de ver como tenían cientos de descargas en cola y 2000€ descontados de su tarjeta de crédito (evidentemente, sin ser ellos los que habían realizado dichas compras).

Desde un punto de vista técnico, tiene más mérito el realizar el Hack a la AppStore que el robo de cientos/miles de cuentas, ya que al parecer el acceso a estas (al menos por ahora) parece venir de un SCAM. Esto lo hemos explicado tanto teóricamente como prácticamente que es, así que no voy a detallarlo ahora. Si es así, el hacker se habría aprovechado simplemente del desconocimiento o descuido de los usuarios para poder robarle dichas cuentas, lo cual no es un problema de seguridad directamente relacionado con Apple (aunque todas las medidas de seguridad son mejorables, sin llegar a ser un neurótico).

Lo interesante aquí sería el hack que han usado para colarse en el AppStore. Quizás un exploit sobre la misma plataforma habría sido el sistema más “fácil” para lograr hacerse con el control (total o parcial) del AppStore. Ataques más sofisticados podría haber sido un acceso directo a las bases de datos de Apple, lo cual evidenciaría aun más la seguridad por parte de Apple.

La realidad no obstante es que un número indeterminado de cuentas de iTunes han sido accedidas y se han realizado cuantiosas compras en este, y que por el otro lado el AppStore ha sido accedido sin autorización y se ha logrado (que se sepa) modificar algunos detalles de este (se desconoce el alcance del acceso).

Apple por supuesto aun no se ha pronunciado, y conociendo como los conocemos, posiblemente intente minimizar el problema, quizás que tan solo fueron unas cuantas de cuentas hackeadas y que el problema fue del usuario por hacer clic donde no debían (igual que el problema del iPhone 4 es del usuario por sostenerlo con la mano izquierda), o que el problema del AppStore ha sido un problema técnico de ellos. Me encanta la transparencia con la que Apple suele tratar sus cuestiones.

El problema no obstante es mayor. Cuando una empresa tiene un ataque de estas características e información de sus clientes queda expuesta, las empresas tienen que enfrentarse a organismos generalmente estatales de protección de datos para realizar una investigación para esclarecer el responsable del acceso de dichos datos, y generalmente siempre se acaba sancionando a la empresa. Lo cual por cierto me parece completamente necesario, sobre todo cualquier empresa que conserve datos sensibles (tarjetas de crédito, cuentas bancarias…) y haga uso además de nuestros datos con fines comerciales.

Como ya he dicho, la manzana podrida aun no se ha pronunciado, aunque posiblemente no vaya muy desencaminado con lo que he predicho. Ya veremos como queda la cosa.

Este tipo de sucesos por suerte para algunos y desgracia para otros están a la orden del día. Los que suelan leerme, comprenderán a lo mejor un poco más la importancia de las prácticas del usuario, de tomarse la seguridad informática como algo serio, los pros y los contras a la hora de seleccionar un OS o un navegador en cuanto a la seguridad. Son cuestiones en las que no sirve un mero: “Firefox es mejor porque sí”. No hay que ser neurótico, pero siempre tomar precauciones a la hora de navegar, de dar nuestros datos, de generar contraseñas, de proteger nuestras redes… y como he dicho, hace falta un OS y aplicaciones en este que sean seguras, lo uno no puede existir sin lo otro.

Lo primero tiene solución: La educación. Generalmente tan solo es tener una buena práctica. Una vez que se tiene una educación mínima en dicha materia

Lo segundo tiene solución: Actualmente el OS más seguro del mercado posiblemente sean algunas distros de Linux (aunque a la mayoría de las personas no les suele entusiasmar linux) y en segundo puesto muy de cerca Windows 7. MAC OS se queda en la cola. Pero al igual que el OS es importante, cualquier aplicación que se comunique en una red es igualmente importante: Navegadores, gestores de correo, programas de mensajería instantánea… aunque posiblemente por excelencia los programas más atacados son evidentemente los más usados -> Los navegadores. Y en este campo, una buena elección es igualmente importante. Actualmente por orden de seguridad: Firefox, Opera, Chrome, IE y Safari, aunque podría poner en un momento dado a Opera por delante de Firefox en cuanto a seguridad se refiere.

Esto que parece una tontería, si se combinan ambos aspectos, se podrá decir que nuestro sistema es seguro, que no impenetrable (no hay nada impenetrable en informática). Pero con esto, tener por seguro que el 99% de todo el malware que existe, el 99% de los exploits, el 99% de ataques de Pishing/SCAM… se pueden evitar. Y evitar el 99% es evitar mucho.

ATENCION: Los ejemplos que se van a mostrar y “tutoriales” tan solo tienen carácter educativo. En ningún aspecto comparto filosofías de invasión a la intimidad, ataques contra un sistema informático o cuestiones similares. En la medida que sea posible siempre se usarán ejemplos y formas que puedan ser usados por cualquier persona, de forma que pueda verificar los contenidos escritos. No obstante, por motivos más que obvios, materiales como contraseñas, nombres de usuarios o de hosts, serán omitidos o modificado en las capturas de pantallas realizadas (o las lineas escritas). Es decir, los ejemplos serán completamente reales, los datos mostrados a vosotros necesarios para poder pertrechar estos ejemplos no siempre lo serán (Sí lo serán los resultados). Para que esto conste de forma clara, todo material sensible modificado o falso estará resaltado en ROJO. Por motivos de seguridad, todo el material que sea expuesto aquí (exceptuando software propietario o libre, citaciones expresas o código de terceros) tanto texto, imágenes y código son propiedad del autor y está completamente prohibido su reproducción completa o parcial en otros lugares, espero que se comprenda.

Protocolos ARP, IP, DNS y TCP/UDP

Internet como estructura básica está muy bien, pero es necesario así mismo una serie de protocolos que haga posible la comunicación entre distintos dispositivos interconectados por todo el mundo. Imaginemos dos personas, una en España y otra en Francia, una habla español y la otra francés. Para comunicarse hacen uso del teléfono ordinario, lo cual hace que puedan hablar de forma simultánea, en tiempo real y de forma eficaz. Pero si habla cada uno en un idioma diferente será imposible que se entiendan. Es decir, es necesario una serie de protocolos, de normas, de… para que todos entiendan correctamente todo. Vamos a tratar quizás los más importantes de ellos de cara a nosotros, no significa que no existan otros protocolos igualmente importantes o imprescindibles, pero estos son los que para nuestra tarea es importante conocer bien:

• IP
• DNS
• TCP/UDP
• Ethernet/ARP

Hay que tener presente que estos protocolos no nacen de la nada, nacen de la necesidad de crear comunicaciones fiables, que perduren en el tiempo, que sean eficaces y simples en la medida que sea posible. Comencemos entonces.

Protocolo IP

Las siglas IP provienen de “Internet Protocol” (Protocolo de Internet), no obstante esto puede ser confuso, dado que el término IP puede hacer referencia a la suite de protocolos IP que hacen posible el modelo TCP/IP, o incluso podemos referirnos muchas veces a IP para designar una “Dirección IP”. Pero detrás de todo ello, IP en sí no es más que un protocolo más que hace posible el modelo TCP/IP, aunque por supuesto pueda ser uno de los más importantes en todos ellos.

El objetivo del protocolo IP es poder entregar/recibir paquetes (recordemos que en el nivel 3 del modelo OSI, nivel de red, la unidad de información se denominaba paquete) a/desde diferentes orígenes y destinos, de modo que cada paquete tenga un origen y un destino claro. Dicho de otro modo, es el protocolo que indica el host al que se debe de enviar el paquete o el host que lo está enviando. Aunque la referencia más inmediata que solemos tener del protocolo IP es el aspecto de una dirección IP, no podemos olvidar como se hace esto posible o que significa eso que se conoce como dirección IP. Actualmente, existen dos especificaciones diferentes para el protocolo IP, aunque sería más correcto hablar de versiones diferentes. Una es la que aún se encuentra como uso mayoritario, posiblemente copando el 98% de todo Internet a día de hoy y conocida como IPv4. La segunda aun en expansión y de implantación muy lenta desde hace ya muchos años su sucesora, IPv6.

IPv4

Quizás la diferencia más señalada de estas dos versiones tiene relación directa con el espacio de direcciones que soporta cada una de estas. De este modo, el protocolo IPv4 permite tan solo direcciones IP de 32 bits, lo que quiere decir que aun si se pudiese asignar una a una todas las direcciones de forma independiente (aunque esto no funciona así), “tan solo” se tendrían disponibles un total de 4.294.967.296 direcciones diferentes. 4 Mil millones de direcciones pueden parecer suficientes si tenemos en cuenta que el planeta cuenta con una población aproximada de unos 6 mil millones de habitantes. No obstante el crecimiento de los dispositivos a la red ha tenido en los últimos años un aumento exponencial. Ni siquiera las tecnologías de traducción de direcciones como NAT, el uso por parte de los ISP de direcciones IP dinámicas o los espacios IP reservados para redes privadas son suficientes para evitar el agotamiento de direcciones IPv4, lo que ha producido que a día de hoy el espacio de direcciones IPv4 esté literalmente agotado. Si los datos son ciertos, y parece que lo son, a día de hoy la ICANN habría ya entregado el último paquete de direcciones IPv4, estando por tanto disponibles tan solo los paquetes de direcciones IP gestionados por los propios gobiernos regionales. Estamos en el año 2010, y parece que con toda seguridad en uno o dos años todo el espacio de direcciones esté completamente agotado.

¿Qué es una dirección IPv4?

Casi con toda seguridad, cualquier lector que pueda estar leyendo estas letras habrá visto alguna vez una dirección IPv4, la cual no es otra que un número dividido en 4 octetos. En realidad, la división de ese número de 32 bits en 4 octetos es meramente una cuestión de comodidad a la hora de poder trabajar con ellos, es por ello que no se suele usar la notación hexadecimal siquiera, la cual tendría más sentido dado que acortaría la dirección a la hora de recordarla y/o escribirla:

La representación clásica de estas direcciones es por tanto la separación de cada octeto con un punto: 192.168.0.1

Hemos dicho anteriormente que no era cierto que en un espacio de direcciones IP de 32 bits se pudiesen tener otorgar 2^32 direcciones diferentes. El sistema de dirección IPv4 reduce considerablemente este número debido a su propio funcionamiento, como por ejemplo direcciones reservadas, subredes, direcciones broadcast…

En realidad, una dirección IP no identifica tan solo el host origen/destino, sino también la subred a la que pertenece. Históricamente se utilizó la misma división de los octetos como divisiones entre redes y host, de este modo se podía usar el primer, segundo y tercer octeto para la identificación de las redes, y el segundo, tercero y cuarto octeto para la identificación de los host. De este modo por ejemplo, si pudiésemos disponer de todo el espacio IPv4 para nosotros podíamos utilizar tan solo el primer octeto para identificar una red concreta y el resto de los 3 octetos para identificar los host. Es decir, podríamos constituir un máximo de 256 redes diferentes, cada una de ella con 2^24 hosts. Recordemos que un octeto son 8 bits, 256 valores diferentes. Pero si lo que necesitásemos sería tener muchas redes y pocos host podríamos del mismo modo hacerlo al revés, tener 2^24 redes diferentes y cada una de ella con 256 hosts.

A día de hoy esta práctica es normal encontrarla en redes simples, pero esto no es en modo alguno una norma, y es posible usar el número de bits que se desee tanto para el número de las redes como el número de los hosts, es decir… podemos poner un punto de separación virtual en cualquier lugar de los 32 bits de una dirección IPv4. Es por ello que se requiere de un sistema o de algún identificador que diga que parte será la usada para una tarea y para la otra. Y es cuando aparece la “Máscara de subred”. Se llama máscara porque realmente lo que hace es enmascarar los bits que se usarán para cada tarea. Básicamente se realiza una operación AND lógica entre la dirección IP origen/destino y la máscara de subred. Aquellos bits que son cero serán los que identifican el host, y el resto estará indicando exactamente la subred. La única restricción es que los bits usados para una cosa o la otra deben ser consecutivos, no se pueden intercalar bits para ser usados como subred/host. Visto esto, supongamos que tenemos la misma IP ejemplo anterior:

11000000 10101000 00000000 00000001 -> Dirección IP binaria del host, correspondiente a su notación decimal: 192.168.0.1
11111111 11111111 11111111 00000000 -> Máscara de Subred, correspondiente a su notación decimal: 255.255.255.0
—————————————————- -> Operación Lógica AND
11000000 10101000 00000000 00000000 -> Red: 192.168.0 Host: .1 (192.168.0.1)

Otra forma común de expresar la máscara de subred es utilizando una barra inclinada después de la dirección IP especificando el número de bits que se han otorgado para la identificación de la subred. Por ejemplo, continuando con el ejemplo anterior:

IP: 192.168.0.1
Máscara: 255.255.255.0

Podríamos expresarlo como:

192.168.0.1/24 dado que en realidad son 24 bits los que han sido usados para la subred. En este caso el esquema coincidirá con la separación de la subred/host por los octetos, pero como hemos dicho, la máscara podría haber sido perfectamente 255.255.255.240.0 -> 192.168.0.1/20 lo que significaría que la parte de la red es identificada por 20 bits.

¿Por qué es tan importante tener configurado correctamente esta máscara? Los nodos de red como los routers necesitan conocer a quien enviar cada paquete. Para hacer esto el router tiene que mirar en sus tablas de rutado, de este modo puede identificar la subred al que pertenece el destino y enviárselo. Si la máscara de subred no es correcta, el router no dispondrá en sus tablas de rutado dicha red, y no podrá entregar el paquete.

Aunque cualquier sistema interno podría hacer uso cualesquiera del protocolo IP y de sus direcciones, este no es empleado de forma arbitraria. En teoría se podría usar cualquier máscara de subred para cualquier IP, pero la ICANN ya desde el principio (como máximo organismo que mantiene u otorga las IP) tiene perfectamente definido diferentes clases de IP y su finalidad. Podemos decir que todo el espacio de direcciones IP se encuentra perfectamente organizado en 5 diferentes clases:

Antes de explicar algunas peculiaridades de este sistema, se hace necesario hablar ya de IP Privada Vs IP Pública

Del esquema anterior se podría inferir que la ICANN podría asignar cualquier IP o rango de estas a cualquier entidad/organización/persona que desease, pero esto no es así. No solo ya de por sí podemos ver que algunos de los rangos mostrados ya de por sí se encuentran reservados para propósitos específicos (los cuales hablaremos más adelante) y que podemos llamar como IPs Reservadas. Pero aún hay más. Con el fin de poder expandir enormemente el número de dispositivos que pudiesen conectarse a la Red de Redes y con el fin de poder crear Redes sin necesidad de estar conectadas a Internet, surgió la necesidad de usar rangos IP reservados exclusivamente para el uso privado. A estas IPs son las que conocemos como IPs Privadas. Es evidente que por el otro lado tendríamos lo que llamamos IPs Públicas. Al contrario de los rangos IP públicas, las IPs privadas y reservadas son usadas de forma simultánea en todas partes del mundo sin constituir esto un problema, ya que dichas IPs se usan tan solo dentro del marco de una Red Privada. Dicho de otro modo, cada usuario puede si desea hacer uso de los rangos de IP Privada para crear la red que mejor se ajuste a sus necesidades. El caso de las IPs reservadas es un poco más peculiar, dado que su uso generalmente no está orientado a identificar un host concreto, sino más bien son usadas por otros servicios, los cuales como ya hemos dicho se tratará más adelante.

El uso de IPs privadas para la creación de una Red Privada es muy ventajoso, pero si se desea usar conectar dicha red privada a Internet es necesario un dispositivo (generalmente hardware) que pueda convertir de algún modo nuestras direcciones IP privadas en públicas. Y esto lo conocemos como Network Address Traslation (NAT) o traductor de direcciones de red.

Se estableció así los 3 rangos diferentes de IPs privadas dentro de todo el espacio IPv4. Es evidente que al estar reservadas estas para dicho fin, no podrán ser usados para otro. Cada rango cae dentro precisamente de cada una de las 3 clases de IP principales, de este modo cada usuario/empresa/organización puede usar aquellas que más se ajuste a sus necesidades.

Es muy común por tanto hablar tanto de IP privada como IP pública. Al contrario de lo que pueda pensarse, la IP privada es la que menos importancia podría tener nuestro sistema de puertas para fuera, dado que lo que realmente identifica nuestra red desde el exterior es nuestra IP pública. Son los dispositivos de red como los routers los que hacen posible el intercambio de información entre las redes privadas e Internet.

Vamos a explicar algunas cuestiones de las clasificaciones anterior a la par que vamos a aprovechar para añadir algunos términos más:

• IP Privada: Ya hemos hablado de ella, son rangos específicos dentro del espacio de direcciones, de uso exclusivamente propio, no tiene valor más allá de nuestra red.
• IP 0.0.0.0: Este será la primera IP reservada que nos encontremos. La IP 0.0.0.0 es digamos la IP comodín, es decir, hace referencia a cualquier IP, ya que es necesario en multitud de tareas poder usar una IP que signifique “Todas”. Pensar en cuando se desea aplicar una regla en un firewall para permitir todas las IPs, o denegar todas. La dirección 0.0.0.0 es ese “Todas”.
• IP 127.0.0.0: También se conoce como IP de retroalimentación, de Loopback, IP del propio host. Si la IP 0.0.0.0 hace referencia a Todas, la IP de Loopback hace referencia siempre a sí mismo. Es decir, para un equipo, sea cual sea la IP que tenga asignada él se podrá siempre identificar a sí mismo para tareas locales como 127.0.0.1. Esto es tremendamente útil, dado que no depende de la IP que pueda tener asignada para poder hacer uso de sus propios recursos de red.
• Enlace Local: Rango de IP usado tan solo en ámbitos locales por ciertos servicios, por ejemplo por APIPA, un sistema usado para configuración automática de IP cuando otros sistemas como DHCP no están disponibles.
• Test-NET-X: Son rangos reservados para ser usados en documentación y/o ejemplos didácticos, así como en código fuente ejemplo.
• 6TO4: Con la inminente salida de IPv6, se ha reservado un espacio por el cual podrá circular contenido IPv6 hacia direcciones IPv4 y viceversa. Esto es necesario dado que no se puede implementar un sistema que sea diferente de la noche a la mañana, y durante un tiempo (posiblemente largo) ambos estándares deberán de convivir uno con el otro, ya que el soporte hardware de los dispositivos personales, así como dispositivos de red, es completamente necesario. Este rango será usado para facilitar esta tarea.
• ID de Red: Si uno es cuidadoso y realiza las multiplicaciones por sí mismo, se dará cuenta que siempre desaparecen dos posibles direcciones que podrían usarse para hosts. Es decir, por ejemplo para el rango de clase C 192.168.10.0, decimos que tenemos disponibles un total de 254 hosts para dicha red. ¿De dónde sale este número? Dado que la máscara de Red es 255.255.255.0, tan solo podríamos tener un total de 256 hosts, el último octeto es el que estaría reservado para ello. Lo que sucede es que dos de ellas podemos decir que se encuentran reservadas. En el ejemplo puesto, la dirección IP 192.168.10.0 no podría ser usada jamás para identificar un hosts, dado que dicha dirección en dicho ejemplo sería la red misma, es decir el ID de red.
• Dirección de Broadcast: Continuando con el punto anterior, para la red 192.168.10.0 y la máscara de subred 255.255.255.0, existe otra dirección reservada conocida como dirección de broadcast. Esta dirección es muy importante, dado que es por así decirlo el canal de comunicación común de toda nuestra red. Esta dirección es siempre el último host de la red, en este caso sería 192.168.10.255. Pero que es ¿Broadcast?

  Existen diferentes modos de comunicación entre diferentes dispositivos. Quizás el método más simple sería aquel en el que un host mantiene una comunicación directa con otro hosts. En este caso hablaríamos de Unicast. Pero es posible que el hosts con el que queremos entablar una comunicación no sea siempre el mismo, sea tan solo uno pero dependiendo de ciertas circunstancias pueda ser uno u otro, por ejemplo en función de la distancia entre ambos. La comunicación sería de nuevo tan solo entre dos hosts, aunque el destino no tendría que estar específicamente tipificado. En este caso estaríamos hablando de Anycast. Unicast y Anycast es posiblemente los dos sistemas de comunicación más usados, pero muchas veces se puede tener la necesidad de tener que enviar un mensaje a más de un hosts. Así, por Multicast entendemos un sistema de comunicación de uno a muchos, en el que esos muchos forman entre ellos un colectivo propio dentro de la misma red por supuesto. Por último, podemos desear poder enviar o comunicarnos con todos los hosts de nuestra red, en un esquema de “Uno a Todos”, y es lo que llamamos Broadcast. Un ejemplo sencillo de broadcast es la televisión, sale de un emisor pero el receptor somos todos, no va dirigida a nadie en particular, y el ejemplo más común de multicast podría ser los servicios de televisión por internet.
  

  Visto esto, comprendemos el significado de la dirección broadcast de nuestra red, dado que muchos mensajes son necesarios emitirlos a todos los miembros de nuestra red, ya sean informativos o con simples fines distributivos. Podemos decir por tanto que el último host de una red, queda también reservado y no puede ser usado como un host concreto.
  

• Subred: En realidad el término “Máscara de Red” sería tan solo aplicable a la máscara por defecto de una IP según su clase. Por ejemplo, la máscara de red para una IP de clase C será 255.255.255.0. Esto es importante, dado que no se debe de confundir con una Subred o una Máscara de Subred. Según la clasificación anterior, se podría pensar que no hay necesidad de subredes, dado que el espacio ya está dividido en diferentes clases que se amoldan a la gran mayoría de todos los interesados. Es cierto que la ICANN jamás otorgaría una IP de clase A a un particular, dado que sería una pérdida absurda de direcciones IP, ningún usuario particular tendría la necesidad de crear una red de 16777214 dispositivos. Al contrario, la ICANN tiene (solía asignar, dado el agotamiento de estas) asignado tan solo IPs de clase A a los propios gobiernos de cada país o a grandes empresas/organizaciones, la mayoría de ellas por razones históricas, como Intel, MIT… Hay que tener en cuenta que la ICANN tan solo disponía de 126 paquetes de direcciones de clase A. Por el contrario la ICANN asignaba IPs de clase B a grandes empresas y organizaciones de forma común, pensar que en este caso ya no disponía de tan solo 126 paquetes, sino 16380. Y por último los paquetes de clase C que serían los que podrían ser otorgados a particulares.

  Aunque este reparto pueda parecer suficiente, lo cierto es que no lo es. Según esto, si un particular recibiese por parte de la ICANN un red de clase C con sus 256 IPs, por ejemplo la red 193.125.222.0, el usuario tan solo podría tener una red con 256 hosts. Pero qué pasa si el usuario quiere tener 2 redes diferentes en vez de tan solo una? No podría. En cambio, podría tener un router en la entrada de su red, con una máscara de subred de 255.255.255.192, lo cual me daría la posibilidad de tener 4 subredes distintas, cada una de ella con 62 (64 menos el ID de red y la dirección de broadcast). Así, la dirección IP 193.125.222.2 pertenecería a la subred 1, mientras que la IP 193.125.222.130 pertenecería a un host en la subred 3.
  

  De este modo, la creación de subredes es el método más eficiente para la gestión de las propias IPs. Es evidente que nunca podremos trabajar con máscaras más pequeñas que la máscara por defecto que tenemos, pero si podemos trabajar con máscaras más grandes para seccionar y optimizar la red.
  

• Clase D: Las direcciones de clase D están reservadas para usarse de manera interna para propósitos de multicast. Ya hemos explicado esta técnica, pero como saben los dispositivos que dirección multicast escuchar? Lo normal es que antes de que esto sea posible, un host tiene que realizar una petición de unión a un grupo multicast, petición que realizará a través de una dirección multicast. Después de esto, el dispositivo de red (generalmente un router) reenviará el mensaje de él o para él al resto, dado que el conoce quienes son todos los miembros del grupo multicast.
• Clase E: Tan solo se puede decir que es un rango de IP reservado para poder hacer pruebas, experimentos…. o simplemente para futuros usos.
• IP 255.255.255.255: Esta IP sería algo así como la dirección de Broadcast para redes no constituidas. Si comprendemos que la dirección 0.0.0.0 es la dirección IP que hace referencia a cualquier hosts, la dirección IP 255.255.255.255 sería su IP de broadcast, siempre por supuesto hablando dentro de una red local, una red privada.

A pesar del uso de direcciones IP privadas con dispositivos NAT y al excelente trabajo de gestión de la ICANN para aprovechar al máximo las direcciones IPv4, ha sido muy normal el uso de direcciones IP dinámicas. Esto no es más que una práctica de los ISP para asignarnos IPs que podríamos llamar de “sesión”. Es evidente que jamás todos los clientes de un mismo ISP estarán conectados a la red de manera simultánea, luego sería un desperdicio de IPs. Imaginar que un ISP tiene arrendado un paquete de un millón de IPs y tiene un millón de clientes, luego asigna una a cada uno de ellos y problema resuelto. Pero como hemos dicho es evidente que esto no será jamás así, y a lo mejor las estadísticas dicen que en el mejor de los casos se forman picos de 700.000 usuarios conectados. Dicho ISP podría por lo tanto tener un paquete IPs de tan solo 700.000 direcciones, lo que le costaría sensiblemente menos. Como se gestionan estas IPs? En realidad igual que las IPs estáticas. Cuando conectamos a nuestro ISP este nos asigna una IP temporal. Dicho tiempo puede venir dado en función de la sesión o de un tiempo concreto. Una vez se da dicha circunstancia, la IP es liberada y la próxima conexión/sesión usará otra IP. De este modo si apagamos por las noches el router por ejemplo, nuestro ISP podrá reasignar dicha IP a otro cliente que quiera establecer una conexión. Por tanto, consideramos una IP dinámica aquella que varía de forma habitual con el tiempo o por conexión, e IP estática aquella que persiste. Por supuesto, el concepto aplicado a un ISP es exactamente igual que aplicado a una red local (LAN), donde la IP puede ser asignada de forma estática (por ejemplo estableciéndola en el mismo adaptador) o dinámica (por ejemplo usando servidores DHCP).

El uso de una IP dinámica o estática tiene pros y contras. Por un lado el uso de IPs dinámicas por parte de los ISP les ahorra dinero en cuanto a número de IPs necesarias, así como aumenta la seguridad y privacidad de cara al usuario, dado que su IP nunca será fija y por ende un difícil objetivo de amenazas externas. Pero por otro lado el uso de IP estáticas permite tener acceso a una serie de servicios mayores, como cualquier servicio que sea IP dirigido. Al ser la IP estática nuestro equipo/red estará siempre identificada desde el exterior, haciendo muy sencillo el uso de servidores Web/eMail o cualquier otro que nos imaginemos.

Para terminar completamente con IPv4, y dado que a estas alturas deberíamos de conocer a menos a groso modo el funcionamiento del modelo OSI/TCPIP, es interesante conocer como es un paquete IP. Recordemos que en cada nivel se encapsulará el contenido de nivel superior con el contenido añadido del nivel propio. En el caso del protocolo IP, es un protocolo de nivel 3, el cual tomará el mensaje del nivel de transporte como SDU, y le añadirá una cabecera propia, para poder así conformar el PDU del nivel 3, es decir, un paquete IP, tal y como lo encontramos en las especificaciones de 1981.

• Versión (4 bits): Contendrá la versión del protocolo. Para la versión IPv4 el valor de dichos bits será 0100 (4).
• IHL (4 bits): Es la longitud de la cabecera expresada en grupos de 32 bits. Es decir, si la cabecera tiene un total de 160 bits, 160/32 => IHL = 5.
• DiffServ (8 bits): Originalmente usado para TOS (Type Of Service), fue sustituido en un RFC de 1998 para su uso como “Differenced Services” (Servicios Diferenciados), un sistema para QoS
• Longitud (16 bits): Especifica el tamaño en Bytes del paquete IP completo. Al tener un campo de 16 bits podemos inferior directamente que el tamaño del paquete IP mayor que podemos tener es de 65535 Bytes (64KB)
• Flag (3 bits): El bit de mayor peso se fuerza a cero y no es usado. El segundo bit especifica si el paquete se podrá o no fragmentar, de estar marcado como no fragmentar y es necesaria su fragmentación para enviarlo, este paquete se descartará. El bit de menor peso especifica si hay más fragmentos o no los hay.
• Desplazamiento de Fragmentos (13 bits): A groso modo especifica el byte al que pertenece dicho fragmento. si es el primer fragmento tendrá un offset (desplazamiento) de 0, si fuese el segundo pues dependiendo ya de la fragmentación necesaria. ¿Por qué es la fragmentación necesaria? Podemos asimilarlo a la segmentación en el modelo OSI. Cada red tiene una unidad máxima de transmisión llamada MTU que precisamente especifica el tamaño máximo de un paquete. Esta es una limitación de la red, no del protocolo, esto es importante. La longitud máxima de un paquete IP es de 64KB, en cambio los enlaces Ethernet estándar suelen ser de 1500 Bytes, luego la fragmentación se puede convertir en algo “normal”. Esto significa que si se desea enviar por ejemplo una cantidad de datos de 5000 Bytes y tenemos una conexión ADSL con un MTU de 1492 bytes (cosa habitual), dicha información se deberá de fragmentar en paquetes IP más pequeños, cada paquete con un tamaño máximo (cabecera IP + datos) de 1492.

  Si atendemos a la cabecera IP expuesta arriba, cada fila corresponde a un total de 32 bits. Por tanto, la cabecera IP más corta que podríamos tener sería aquella que no se tiene el campo “Opciones”, lo que sería por tanto: 32 bits * 5 (filas) = 160 bits / 8 = 20 Bytes. La cabecera IP más larga que se puede estipular por otro lado serían 60 Bytes. Supongamos que disponemos por tanto de una Cabecera IP de un tamaño de 20 Bytes (la cabecera más simple). Si nuestra conexión ADSL tan solo puede manejar paquetes IP de 1492 Bytes significa que la cantidad de datos que pueden añadirse a nuestro paquete IP sería de 1492 – 20 = 1472 Bytes. Si deseamos enviar esos 5000 Bytes, será necesario crear paquetes IP más pequeños, en este caso un total de 4 paquetes:

  Cabecera IP 1 (20 Bytes)

  1º Cuarto SDU (Offset 0, tamaño = 1472 Bytes

  Cabecera IP 2 (20 Bytes)

  2º Cuarto SDU (Offset 1472, tamaño = 1472 Bytes

  Cabecera IP 3 (20 Bytes)

  3º Cuarto SDU (Offset 2944, tamaño = 1472 Bytes

  Cabecera IP 4 (20 Bytes)

  4º Cuarto SDU (Offset 4416, tamaño = 583 Bytes

• TTL (8 bits): Tiempo de vida, es un contador que se establece a un número dado. Cada salto que de nuestro paquete, el dispositivo de red pertinente que procese el paquete decrecerá en uno su valor. Si el TTL llega a Cero, el paquete será descartado por la red (por cualquier dispositivo de red que lo esté procesando en ese momento). Esto es una medida de seguridad para evitar que paquetes perdidos puedan circular de forma indefinida por la red.
• Protocolo (8 Bits): Estos 8 bytes representan un número que identifica el protocolo de nivel superior que está contenido en los datos que porta el paquete IP. El protocolo IP trabaja en el nivel 3 (nivel de red), pero los datos que maneja proceden del nivel superior 4, nivel de transporte. No obstante un paquete IP puede enviar como datos un protocolo de nivel 3 adjunto como datos, como es el caso de ICMP por ejemplo. Poner la lista completa es un poco absurdo, dado que casi con toda seguridad la mayoría de ellos jamás lleguemos a verlos en la vida. Quien lo desee puede acudir al RCF 790 para conocer la lista completa. Pero si cabe destacar los protocolos más usados:

  Protocolo = 1 -> ICMP; Protocolo = 6 -> TCP; Protocolo = 17 -> UDP;
  

• CheckSum (16 bits): El protocolo IPv4 realiza una operación de checksum en la cabecera para garantizar la integridad NO EL PAQUETE COMPLETO, sino de la cabecera IP. Para ello se van sumando en complemento a uno cada 16 bits de la cabecera. Una vez terminada la suma se le realiza el complemento a uno al resultado y es este el que se inscribe en este campo. A la hora de verificarlo es igual, si el resultado obtenido (omitiendo el campo checksum) es el mismo que el que está en el cabecera, el paquete es válido.
• IP Origen/IP Destino (32 bits cada campo) : Pues no es más que eso, la IP del sistema que envía el paquete y la IP del destino. Cabe decir que en teoría es posible modificar este dato a voluntad, lo cual deja ver lo relativamente vulnerable que es el protocolo ante el IP Spoofing (al menos en teoría)
• Opciones y Padding (Variable, de 0 a 40 bytes): Este campo es de obligada implementación en el stack TCP/IP, pero dependerá de cada protocolo y cada paquete que sea necesario su uso o no. Es por ello la importancia del campo IHL. Si este campo tiene un valor de 5 significará que el campo Opciones no estará presente, y la cabecera tendrá una longitud fija de 20 Bytes. En cambio, el IHL pude tener un valor de entre 6-13, lo que implicará que el campo de opciones se está usando y tiene una longitud también conocida, entre 0-40 Bytes, gracias al padding final que se le añade.

  Este campo se utiliza en algunas redes por temas de seguridad por ejemplo, en el que en estos campos se indica que el contenido es considerado desde sensible a alta seguridad, o también se puede usar para indicar la fecha del paquete mismo o especifique una ruta concreta que deba de seguir el paquete.
  

  El Padding es simplemente un relleno que se le añade al campo de opciones para que este concluya en múltiplo de 32 bits, luego puede tener un tamaño de entre 1-31 bits, de esta forma no se rompe la estructura de la cabecera y simplemente conociendo el IHL es posible conocer exactamente el tamaño de la cabecera.
  

IPv6

Como se ha dicho, posiblemente la causa más urgente a solucionar es el agotamiento del espacio de direcciones IPv4. Esto es algo que era previsible no ahora, sino hace ya unos años. En 1998 se terminaron las especificaciones IPv6, y evidentemente como característica más marcada fue ampliar a 128 bits los 32 bits de las direcciones IPv4, lo que permitiría un número virtualmente infinito de direcciones. En realidad no es que sea infinito, pero de unos 4 mil millones pasaríamos a unos 3.4 x 10^38, es decir, 34 con 37 ceros a su derecha. Dicho de otro modo, se podría entregar a cada persona del mundo un espacio de direcciones miles millones… de veces superior que todo el espacio de direcciones IPv4, y eso solo para cada habitante!! Es evidente que esta será la diferencia más significativa entre IPv4, pero como veremos tampoco es la única.

Hay que tener en cuenta el por qué se clasificaron las direcciones IPv4 del modo que se hizo, y no fue otro que el de la buena gestión del espacio de este. Pero en IPv6 este problema desaparece, ya que podemos disfrutar prácticamente de un espacio ilimitado de direcciones, luego el esquema que conocemos a día de hoy se parte completamente y muchos de los conceptos y tecnologías usadas a día de hoy desaparecen… y desaparecerán en los próximos años. Como organizaríamos el espacio de direcciones IP si pudiésemos disponer de forma ilimitada de estas?

En realidad la única complejidad que tiene IPv6 frente a IPv4 es que posee unas reglas mucho más específicas de direcciones, de este modo también es más fácil tener un reparto de direcciones de forma mucho más lógico y ordenado. La idea básica que se tendrá siempre presente es que si una interfaz de red tiene asignada de fábrica un ID único llamado comúnmente dirección MAC (de 48 bits), se podría usar dicha MAC como extremo último de una dirección IPv6.

¿Qué es una dirección IPv6?

Si bien a día de hoy la penetración de IPv6 es mínima, estas direcciones comenzarán a formar parte de nuestra vida de forma bastante habitual dentro de muy pocos años. En este caso hablamos de un espacio de direcciones inicial de 128 bits, es decir, 2¹²⁸ direcciones posibles. Con IPv4 la forma más habitual de representarla era por medio de 4 octetos: 4*8= 32bits en notación decimal. El problema es que si se usase el mismo esquema para las direcciones IPv6 se necesitarían 16 octetos, lo que resultaría en una dirección realmente grande de expresar:

125.223.0.25.158.231.45.0.0.0.0.0.98.250.115.23

Es evidente que no es una forma eficiente de representación. En lugar de la representación clásica IPv4, se usan 8 agrupaciones de dos octetos y en formato hexadecimal, no decimal. De este modo la dirección antes expresada podría simplificarse como:

7DDF:0019:9EE7:2D00:0000:0000:62FA:7317

A priori puede parecer que se tiene la misma complejidad, pero no es así. Para empezar 1 byte en decimal tiene una representación de hasta 3 dígitos, mientras que en hexadecimal jamás pasará de 2 valores. Además, es más cómodo la agrupación en bloques de 16 bits que de 8. Aun así, las reglas de notación se expanden precisamente para evitar la complejidad de representación, permitiendo la simplificación de estas direcciones. Por ejemplo, cuando un grupo de 16 bits posee tan solo ceros, es posible acotar los 4 en uno solo. Por otro lado, se puede si se desea omitir incluso todas las palabras (16 bits) siempre y cuando estas tengan un valor de “cero” y se encuentren contiguas entre sí. Dicho esto, de la dirección anterior podríamos simplificarla como:

7DDF:0019:9EE7:2D00:0:0:62FA:7317

Pero también podríamos representarla como:

7DDF:0019:9EE7:2D00::62FA:7317 (nótese los :: contiguos)

De este forma es posible acotar bastante la representación de estas. Pero en realidad esto tan solo es un efecto secundario de tener que manejar bloques de direcciones tan enormes. Y del mismo modo que el espacio de direcciones IPv4 se encuentra clasificado, con IPv6 sucede exactamente lo mismo, salvo con matices, dado que aquí desaparece la necesidad y los conceptos de Clases de IP, y prácticamente todas las IPs IPv6 pueden clasificarse como reservadas, de enlace local y Unicast. Pero veamos que sucede con la máscara de red/subred.

A pesar de tener un número de IPs virtualmente ilimitado, la necesidad de constituir redes independientes es evidente. El concepto de máscara de red/subred será usado prácticamente del mismo modo, aunque es cierto que de forma un tanto diferente. IPv6 pretende ser completamente jerárquico, lo que hará que sea también más eficiente a la hora de conocer el destino de un paquete (de cara a los router). Esta es la clasificación actual del espacio IPv6 según la IANA:

• Reservada por la IETF:

  La IETF es un organismo que gestiona el funcionamiento de todo esto. Son rangos de IPs que simplemente no están asignados a ninguna tarea.
  

• Unicast Global:

  Aquí encontraríamos el espacio IPv6 que sería usado de manera global para especificar cualquier dispositivo de red, lo que en IPv4 podríamos conocer como IPs Públicas. Estas IPs tienen una estructura en común:

  Prefijo de Red	Subred	ID de interface
  n bits	m bits	128-n-m bits

El prefijo de red tiene la función del rutado principal dentro de todo Internet, podemos ver este como los bloques principales de IPs que se entregarían a los ISP o las grandes multinacionales por parte de los administradores de zona como RIPE, ARIN y otros.

La Subred sería administrada de manera local por los administradores de dichos bloques con la finalidad de configurar sus propias redes.

El ID de interface sería la punta de la flecha que señalaría cada host en concreto, de forma única dentro de cada subred y a su vez dentro de cada red principal. Este ID de interface vendrá a ser de forma similar a lo que hoy en día entendemos como dirección MAC de un dispositivo de red. Dicho de otro modo, cada IPv6 señalará directamente a cada adaptador de red en Internet.

Aun así, el mismo rango de direcciones posibles dentro de las direcciones Unicast Globales, se encuentra dividido y asignado de forma diferente:

Una vez se vaya agotando cada bloque asignado a cada RIR, se le reasignaría un nuevo bloque.

• Unicast Única Local:

  Este rango sería el equivalente al usado para las direcciones privadas en la actual IPv4. Su estructura no obstante sería exactamente igual que las direcciones IPv6 Unicast globales. Al igual que las direcciones privadas IPv4, las direcciones Unicast Únicas Locales tan solo tienen un ámbito de uso interno, y no serán (no deberían al menos) ser enrutadas fuera de la red local. De todos modos y por seguridad, el prefijo de red en este caso se establece en 40 bits, el cual será generado de forma aleatoria con el objetivo de que si en algún momento un paquete IPv6 con IPv6 única Local fuese enrutado al exterior y del exterior inyectado a otra red local, tener la garantía de que no correspondería a ningún hosts de esta. Dicho de otro modo, la probabilidad de que el host externo existiese sería a todos los efectos prácticamente nula, dado que teóricamente la IP generada para uso local sería única en toda Internet. Todo el resto del rango pasaría a ser administrado por la persona a cargo de la red a voluntad, del mismo modo que configuramos nuestras redes privadas. De este modo tendremos la posibilidad si así lo deseamos de conectar nuestra red directamente a Internet o aislarla de esta. Si fuese este último caso, es evidente que sería necesario hacer uso de dispositivos NAT para traducir las direcciones locales a una dirección IPv6 Unicast Global en caso de querer conectar dicha red al exterior, del mismo modo que se realiza a día de hoy con IPv4
  

• Unicast de Enlace Local:

  A diferencia de Unicast única local, en este caso la IPv6 no solo no tendría un ámbito local, sino que esta no sería única. Es decir… esa misma IP podría ser encontrada en otros puntos del planeta, todo lo contrario que lo que sucede con el apartado anterior, que pese a ser de ámbito local pueden considerarse IPs únicas. Estas IPs corresponderían a las que en IPv4 podríamos llamarlas IPs APIPA, es decir, IPs de autoconfiguración propia sin necesidad siquiera de un enlace a un nodo de red:

  
  

  Prefijo de Red (10 bits)	Subred (54 bits)	ID de interface (64 bits)
  1111111011	0	Host

• Multicast:

  En IPv6 el término IP Broadcast desaparece, y tan solo permanece el de Multicast. A fin de cuenta para enviar un paquete a toda una misma red no hace falta una dirección específica, ya que todos estos hosts pueden formar parte de un mismo grupo Multicast. Es decir, en IPv6 las direcciones de punto final :FF señalarían a hosts concretos.
  

  Por ello se reserva un rango específico para direcciones Multicast. Estas, si poseen una estructura algo diferente a las direcciones Unicast vistas hasta el momento, y tiene su lógica. Estas direcciones Multicast pueden tener tanto un ámbito local como global, por lo tanto se requerirán de ciertos bits específicos para esta diferenciación:

  
  

  Prefijo de Red (8 bits)	Flag (4 bits)	Ámbito ( 4 bits)	ID de grupo (112 bits)
  11111111	0 | R | P | T	Ver tabla	ID

Flag: Especifican algunas opciones de la IP multicast, como por ejemplo si la IP es permanente (T) o si es una IP que pertenece al propio prefijo de red (P).
Ámbito: Según el valor que tome, especificará el alcance de la dirección Multicast. Así por ejemplo, para un ámbito 1110 la IP multicast sería escuchada de manera global, mientras que si es 0010 el ámbito sería local. Las especificaciones completas las podemos encontrar si lo deseamos en el RFC 4291.

En adición de esto, existen ya preestablecidos grupos estándares, así como especificaciones mucho más amplias de cómo usar estas IPsv6 Multicast, pero tampoco es demasiado importante para nosotros.

• IP no especificada e IP de Loopback:

  Del mismo modo que en IPv4 existen las IPs especiales 0.0.0.0 como IP comodín e IP 127.0.0.1 conocida como IP de retroalimentación o Loopback, en IPv6 existe exactamente lo mismo. Así la IP no especificada será la correspondiente a ::/128, mientras que la IP de Loopback corresponderá a ::1/128.
  

Además del ingente espacio de direcciones IP, IPv6 posee principalmente tres grandes mejoras frente a IPv4. La primera es que IPv6 está creado de base para ser usado con IPSec, protocolo punto a punto para el cifrado de las conexiones. Esto no significa que IPSec será usado en todo internet, sino que su implementación es obligada y cualquier sistema preparado para ello. La segunda característica es que los propios hosts y nodos extremos podrán auto negociar su propia IP, sin necesidad de un servidor DHCP. El proceso se realiza gracias al nuevo protocolo ICMPv6. El host enviará así un paquete ICMPv6 de descubrimiento a la dirección multicast de enlace local y si existe un router configurado para ello en un extremo, este le responderá directamente con los ajustes de configuración de este, según la estructura actual de su red. La tercera mejora son los conocidos como los paquetes Jumbo. Estos no son desconocidos, ya que actualmente son usados en redes GigaEthernet para mejorar la transmisión de los datos, ya que es posible exceder el MTU de la red, enviando paquetes con un mayor tamaño.

De cara a como es en sí un paquete IPv6 (su cabecera) hay que destacar la simplificación que se ha realizado de la actual IPv4:



• Versión (4 bits): Corresponde exactamente igual al valor de IPv4, es decir, específica la versión del protocolo. Para IPv6 tomará por tanto un valor de 0110
• Clase de Tráfico (8 bits): Similar a al campo DiffServ de IPv4. Su objetivo es proveer al protocolo capacidades QoS, es decir, capacidades para priorización del tráfico, dado que por desgracia el ancho de banda siempre será limitado.
• Etiqueta de Flujo (20 bits): Aun se encuentra en experimentación. La idea original consistía en la posibilidad de poder etiquetar los paquetes de forma que fuese adecuado para aplicaciones en tiempo real como VoIP, o para sistemas QoS no estándares. No es un requerimiento actual, y puede establecerse todo a ceros si no es usado. Recordemos que IPv6 es aún un protocolo experimental que está en sus primeras fases. Hasta que no pase X tiempo en el entorno real y a gran escala, no se podrá con casi toda seguridad retocarlo para obtener las mejores prestaciones.
• Longitud (16 bits): Especifica ni más ni menos la longitud en bytes de los datos que serán enviados por el paquete sin contar la propia cabecera. Es decir, si el SDU de la capa superior ocupa 60KB, la longitud será 60KB. A esto hay que añadir que IPv6 permite extensiones de la cabecera para añadir funcionalidades opcionales. Estas extensiones de la cabecera NO forman parte de la cabecera en sí, e irían justo antes del SDU. Esto quiere decir que el tamaño de las extensiones de la cabecera sí será contabilizado en este campo. Al ser un campo de 16 bits permitirá de nuevo un tamaño máximo de paquete de unos 64KB.
• Cabecera Siguiente (8 Bits): Tiene la misma funcionalidad que el campo “protocolo” de IPv4. Especifica la cabecera que se encontrará después de la cabecera actual. En IPv4 hacía referencia prácticamente tan solo al protocolo usado en el SDU superior, pero aquí puede especificar también las extensiones de cabecera, como por ejemplo extensión de cabecera para fragmentos.
• Límite de Saltos (8 bits): Es el campo TTL (Time To Live) de IPv4. Cada salto que dé el paquete, este contador será decrementado en 1. Si llegase a cero, el paquete se descarta de la red.
• IP Origen/Destino (128 bits cada campo): Cada dirección IPv6 de 128 bits, primero la IP de origen y después la IP destino.

Es interesante ver como por ejemplo se ha eliminado de la cabecera IPv6 el checksum, dejando la comprobación de integridad directamente sobre los niveles superiores e inferiores. Aunque las ideas en papel son buenas, hay que tener en cuenta que las estadísticas y la realidad son otras. A lo mejor en un principio se estimó que la comprobación de la integridad de una cabecera IP era adecuado a principios de Internet dado la poca fiabilidad de las redes antiguas. A día de hoy se ha demostrado que la comprobación de la cabecera en IPv4 quizás tan solo era útil (es decir, existía un error y este era detectado) en un porcentaje tan ínfimo que su uso ha dejado de ser necesario, máxime cuando niveles superior e inferiores ya poseen controles de integridad adecuados (los cuales antes también existían)

Las extensiones de cabecera son igualmente parte imprescindible de IPv6. Si bien es cierto que la cabecera base ha sido completamente reducida, parte de las opciones que existían en IPv4 ahora las podremos encontrar como extensiones. Estas extensiones serán indicadas en el campo “cabecera siguiente” antes descrito, que nos dirá que cabecera será la que encontraremos justo después de la cabecera base, es decir, antes de los datos superiores. Estas cabeceras no obstante jamás serán procesadas por un nodo de red, esto quiere decir que todos los nodos de los saltos intermedios que de un paquete desde el origen al destino, tan solo se procesará la cabecera base. Las extensiones de cabecera serán por tanto tan solo procesadas cuando el paquete alcance su destino final. La única excepción se dará cuando exista la extensión de cabecera Hop-By-Hop. La cual será siempre añadida como primera extensión de cabecera e identificada por “Cabecera siguiente” como un cero.

Las extensiones especificadas actualmente en IPv6, así como su orden (en caso de que exista más de una extensión de cabecera) es el siguiente:

Cabecera IPv6 Base
Cabecera Hop-By-Hop
Cabecera de Opciones de destino (Para ser procesada tan solo por el primer destino/salto)
Cabecera de Rutado
Cabecera de Fragmentos
Cabecera de encapsulación de seguridad de los datos
Cabecera de Opciones del destino (Para ser procesada tan solo por el destino final)
Cabecera de nivel superior

Cada cabecera tiene sus campos y opciones concretos, que podríamos especificar pero sería rizar más el rizo. De todos modos se puede acudir a las especificaciones para obtener las especificaciones detalladas en el RFC 2460. Lo que es evidente es que cada cabecera de extensión tendrá un campo que será también “Siguiente Cabecera”, puesto que en IPv6 puede existir más de una extensión de cabecera. No obstante, el tamaño de estas extensiones será siempre un número múltiplo de 64 bits, con la idea de que en ningún momento se pierda la alineación de los 64 bits (La cabecera completa de un paquete IPv6 será por tanto siempre múltiple de 64)

Para terminar con IPv6, hay que tener en cuenta que algunos protocolos asociados a IPv4 son modificados ligeramente para poder soportar IPv6, como es el caso por ejemplo de ICMPv6 o DCHPv6. Es evidente que por ello IPv4 e IPv6 son completamente incompatibles entre ellos. No obstante, durante algunos años viviremos posiblemente una utilización de ambos. Esto será posible no porque ambos protocolos sean compatibles, sino porque se usarán técnicas de túneles para poder lograr esta interoperabilidad. Es decir, cuando un router obtenga una petición IPv6 y quiera enviarla por una red IPv4 tendrá que encapsular el paquete IPv6 como un paquete IPv4 estándar. El paquete podrá viajar así a través de toda la red IPv4 hasta el nodo destino, en el cual el paquete IPv4 se abriría para dar origen al paquete IPv6 que sería rutado a través de la red IPv6. Este mismo concepto puede ser usado a la inversa. El problema principal al que uno se encuentra es el soporte hardware de IPv6, así como de técnicas de túneles descrita.

Para que un usuario a día de hoy pueda realizar una conexión a redes IPv6 de forma directa, necesitará primero que su ISP tenga una infraestructura IPv6 ya creada (cosa que actualmente es muy raro que tengan), por no hablar de que el router de cada particular sea compatible con IPv6. De cara a los PCs de los usuarios esto no es problema en Windows ni en Linux desde hace tiempo. El soporte para IPv6 existe desde hace tiempo y los equipos estarían perfectamente preparados para recibir direcciones IPv6 y conectarse a las redes pertinentes. Microsoft implementó además del soporte nativo IPv6 técnicas de túneles como Teredo para permitir la interoperabilidad, aunque como he dicho actualmente la penetración de IPv6 es mínima. Poco a poco las pruebas van terminándose, y además urge un nuevo espacio de Direcciones, IPv6 como hemos dicho está acabado. El principal problema por tanto recae tan solo en los routers y otros dispositivos de red, si no tenemos soporte en ellos, así como en las redes de nuestro ISP, no podremos hacer mucho. Veamos un ejemplo de conexión a una red IPv6:

Interfaz en Windows 7 para IPv6:

Adaptador de Ethernet Local Area Connection:
Sufijo DNS específico para la conexión. . :
Descripción . . . . . . . . . . . . . . . : Marvell Yukon PCI-E

Gigabit Ethernet Controller #2
Dirección física. . . . . . . . . . . . . : xx-xx-x-xx-xx-xx
DHCP habilitado . . . . . . . . . . . . . : sí
Configuración automática habilitada . . . : sí
Dirección IPv6 . . . . . . . . . . . . . :2002:xxxx:xxxx:x:xxxx:xxxx:xxxx:xxxx(Preferido)
Dirección IPv6 temporal. . . . . :2002:xxxx:xxxx:x:xxxx:xxxx:xxxx:xxxx(Preferido)
Vínculo: dirección IPv6 local. . . : xxxx::xxxx:xxxx:xxxx:xxxx%12 (Preferido)
Dirección IPv4. . . . . . . . . . . . . . : 192.168.x.x(Preferido)
Máscara de subred . . . . . . . . . . . . : 255.255.255.0
Concesión obtenida. . . . . . . . . . . . : sábado, 05 de junio de 2010 21:05:12
La concesión expira . . . . . . . . . . . : miércoles, 13 de julio de 2146 3:39:47
Puerta de enlace predeterminada . . . . . : xxxx::xxx:xxxx:xxxx:xxxx%12
192.168.x.x
Servidor DHCP . . . . . . . . . . . . . . : 192.168.x.x
Servidores DNS. . . . . . . . . . . . . . : 192.168.x.x
NetBIOS sobre TCP/IP. . . . . . . . . . . : habilitado

Petición DNS IPv6:

ipv6.l.google.com: type AAAA, class IN, addr 2a00:1450:8002::68
Name: ipv6.l.google.com
Type: AAAA (IPv6 address)
Class: IN (0×0001)
Time to Live: 5 minutes
Data length: 16
Addr: 2a00:1450:8002::6a

Paquete TCP/IPv6:

Protocolo DNS

Domain Name System (o Sistema de Nombres de Dominio en español) es la segunda piedra angular en la que se sustenta no solo Internet, sino todas las rede en general. Al igual que IP, DNS no es más que un espacio de direcciones por así decirlo, aunque sería más correcto usar el término de espacio de nombres. Es curioso el hecho de que incluso los menos instruidos en la materia en algún momento ha escuchado o ha tenido que tratar con IPs, pero en cambio los términos DNS parecen mucho más difusos y raramente tenidos en cuenta, quizás tan solo cuando el ISP nos da la configuración de nuestra línea. No obstante, gracias al sistema DNS conocemos internet como la conocemos. ¿Es realmente necesario el sistema DNS? No, su existencia no nace de una “necesidad” propiamente dicha, sino de ser un recurso de increíble valor para cualquier persona, dada las limitaciones mentales que todo el mundo tenemos: Siempre conoceremos el nombre de una persona, pero solo algunos de sus números de teléfono.

El sistema DNS puede verse por tanto como un sistema de mapeo de direcciones IP a nombres. Es simple, cualquier persona del mundo será capaz de recordar nombres como google.es, microsoft.com, intel.com o theliel.es con infinita más facilidad que recordar (en el mismo orden): 216.239.59.104, 207.46.197.32, 198.175.96.33, 188.121.46.128. Y eso por supuesto si tenemos en cuenta el sistema actual IPv4, si tenemos en cuenta la proximidad de IPv6 el problema sería infinitamente mayor. Es evidente por tanto que aun cuando técnicamente no es imprescindible, de cara a las capacidades limitadas del ser humano podemos decir que sí lo es.

Cada vez que hacemos mención en alguna red (ya sea local o externa) de un nombre de domino, el sistema DNS hace posible la comunicación con dicho host, lo que sucede es que este sistema trabaja aparentemente siempre de forma transparente para nosotros, del mismo modo que para un usuario que navega por internet no entiende de IPs ni las necesita, lo cual no significa que sin saberlo las esté empleando de forma continuada.

Hay que tener presente como se vio en el capítulo anterior, que al igual que se gestiona el espacio de direcciones IP, se gestiona el espacio de nombres. Esto quiere decir que no existirán dos nombres iguales para el mismo dominio. ¿Dominio? Esto es algo que también se explicó. El sistema DNS es jerárquico, dividido por así decirlo en dominios, de forma que cada dominio superior gestiona sus dominios secundarios, y estos secundarios los dominios terciarios y así sucesivamente. Ya vimos el papel de la ICANN a la hora de gestionar los dominios de primer nivel y como se delegan los dominios de segundo o tercer nivel a cada autoridad. También se habló de los servidores raíces y de función, pero aquí veremos realmente la importancia de estos, así como el funcionamiento real del sistema DNS. En esta ocasión vamos a suponer un ejemplo, y de este todo el funcionamiento DNS, comenzando por el ejemplo más simple y aumentando su complejidad:

• Caso 1: No necesaria resolución DNS, especificación de IP de forma directa

  El caso más sencillo que podemos ver es cuando realizamos una solicitud directamente sobre una IP. Por ejemplo si deseamos obtener acceso a un recurso de red interna y conocemos de antemano la IP de dicho servidor. Si en el explorador de archivos de Windows tecleamos la ruta \\192.168.5.23 (por supuesto damos por hecho una correcta configuración de puerta de enlace, máscara de subred e IP), el PC se comunicará directamente con el host especificado, en este caso sin siquiera necesidad de acceder a la puerta de enlace del router, ya que la tabla ARP del sistema ya contiene la dirección de este (más adelante se verá el protocolo ARP), con lo que se hace la petición sobre la propia dirección MAC:
  

  Interfaz: 192.168.5.2 — 0xc
  Dirección de Internet Dirección física Tipo
  192.168.5.1 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
  192.168.5.23 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
  

  En el caso que la petición sea realizada en el navegador, por ejemplo especificando de forma directa la IP del servidor de google en España: “216.239.59.104″, el proceso será exactamente igual, la petición saldrá por nuestro router e irá directamente hacia dicha IP (nuestro paquete irá saltando de router en router hasta alcanzar el host indicado, pero sin ninguna necesidad de uso del sistema DNS:
  

  tracert 216.239.59.104
  

  1 <1 ms <1 ms <1 ms Alpha5 [192.168.x.1]
  2 35 ms 35 ms 36 ms 192.168.153.1
  3 35 ms 35 ms 32 ms 209.Red-81-46-42.staticIP.rima-tde.net [81.46.42.209]
  4 80 ms 42 ms 42 ms So6-0-0-0-grtmadno1.red.telefonica-wholesale.net.10.16.84.in-addr.arpa [84.16.10.65]
  5 43 ms 64 ms 64 ms Xe9-1-0-0-grtpartv2.red.telefonica-wholesale.net [84.16.15.174]
  6 65 ms 65 ms 63 ms Xe0-3-0-0-grtpartv1.red.telefonica-wholesale.net [84.16.12.213]
  7 * * * Tiempo de espera agotado para esta solicitud.
  8 77 ms 72 ms 104 ms 209.85.251.40
  9 76 ms 74 ms 72 ms 209.85.248.95
  10 75 ms 78 ms 75 ms gv-in-f104.1e100.net [216.239.59.104]
  

   

• Caso 2: Resolución DNS en archivo local

  En este caso no se hace uso del sistema DNS como tal, sino de archivos de texto existentes en cada equipo que contienen precisamente este mapeo de nombres-IPs. Históricamente era el sistema usado para esta tarea, y aun cuando a día de hoy el sistema DNS es usado de forma global, este sistema se continúa usando de forma relativamente extendida, aunque generalmente por propósitos un tanto diferentes. Ya hemos hablado alguna vez de ello: El archivo “Hosts”. Este archivo presente en la gran mayoría de todos los sistemas operativos es el que mantiene esta lista, puesto que no es más que una lista. En Windows por ejemplo podemos encontrarlo en “C:\Windows\System32\Drivers\etc\Hosts”, mientras que en Linux lo encontramos en “/etc/hosts”. Veamos un ejemplo de este fichero:
  

  192.168.x.52 alpha
  192.168.x.52 beta.com
  209.85.229.104 google.es
  127.0.0.1 webpeligrosa.com
  

  Dado este fichero LOCAL de nuestro sistema, nuestro sistema estaría en condiciones de aceptar los primeros nombres en lugar de las direcciones IPs. Así, para acceder al hosts con la IP 192.168.x.52 se puede realizar conociendo su IP o su nombre de dominio, en este caso “alpha”. El segundo caso, beta.com es exactamente igual, solo recordar que el sistema jerárquico actual de dominios de primer nivel, segundo nivel… es una cuestión de eficiencia, organización y acuerdos, para una resolución local no es necesario tener el hombre de host asociado a un dominio TLD (de primer nivel).
  

  Más interesante es el tercer caso. Los dos primeros hacen referencia a direcciones locales, mientras que la tercera es una dirección global. Pero el proceso es el mismo. Sin la existencia de un sistema DNS como el actual, el archivo hosts de cada PC debería de tener dicha entrada si se quisiese poder acceder al servidor de google.es sin necesidad de conocer la IP de este. En este caso la IP mostrada es la IP real de google.es, esto es muy importante saberlo, puesto ¿qué sucedería si la IP que hemos añadido a dicho archivo realmente no perteneciese al servidor de google.es? El archivo hosts es un archivo de mapeo, sean las direcciones mapeadas legítimas o no. Esto quiere decir que si sustituimos dicha entrada del archivo hosts por ejemplo esta otra:
  

  217.146.186.221 google.es
  

  tendríamos algo tan gracioso como acceder a la web de Yahoo cuando en el navegador introducimos google.es. El mapeo del archivo hosts prevalece sobre cualquier resolución de nombres externa. ¿Qué utilidad puede tener esto? A día de hoy muchos tipos de malware modifican el archivo de hosts para enviar a los afectados a sitios donde realizar pishing o webs con código maligno para lanzar exploits o ataques XSS (entre otros) contra el usuario.
  

  El último caso, y posiblemente el más usado a día de hoy, es la redirección de ciertas páginas a la dirección IP de Loopback. Esta simple práctica abre la posibilidad a un sin fin de posibilidades, como por ejemplo el filtrado de hosts, ya que cualquier hosts redirigido a la dirección de Loopback será anulado por así decirlo (siempre que en el equipo local no tenga levantado ningún servidor web, claro está. Así por ejemplo en el caso mostrado, si redirigimos la URL webpeligrosa.com, que por ejemplo conocemos es altamente dañina, a nuestra dirección de Loopback, en cualquier momento que el PC intente una conexión a dicho host, ya sea premeditado o por la intervención de un malware, nuestro equipo la enviará a la dirección de Loopback, y con ello la web no será válida.
  

  Estos archivos hosts, este sistema tiene una gran serie de ventajas, pero tienen tres características que lo hacen completamente inviable de cara a una red extensa: La primera de ella es que un archivo local de estas características es fácil de administrar cuando los hosts a filtrar son pocos, en cambio si el número es elevado tendríamos desde problemas de rendimientos (cientos de miles de direcciones supondría tamaños de archivos considerables) hasta entradas duplicadas. El segundo problema es aún peor. Si poseemos un archivo de hosts con la resolución de 10 equipos, y uno de ellos cambia de IP es fácil localizarlo y cambiarlo. Si manejamos archivos de hosts de cientos o miles de equipos, se hace imposible la actualización de estos archivos. La tercera es que no dispone de ningún sistema centralizado, esto significa que cada archivo hosts debería de ser almacenado en principio de forma local, y cualquier actualización de cualquier hosts tendría que ser modificada en todos los equipos.
  

• Caso 3: Resolución DNS en caché local

  Sin un archivo de hosts ni especificación de la dirección IP de forma directa, el equipo necesita de un sistema “superior” que permita darle a conocer dicha IP, y es por ello que el sistema DNS es necesario. Pero si se realizase una petición DNS por cada nombre de dominio introducido, sería una práctica enormemente ineficiente. Es cierto que la actualización en el caso 2 de la IP de un hosts es algo más que inviable en grandes magnitudes, pero igualmente es cierto que tampoco es algo que suceda constantemente. Si la IP de un hosts se mantiene relativamente “estable” con el tiempo, sería una tontería estar realizando peticiones DNS constantemente para resolver la dirección del hosts. Más aun, cada petición DNS que se realiza, tiene un coste en el ancho de banda y en la sobrecarga de los servidores de resolución DNS (estos los veremos más adelante)
  

  Por todo ello, no es rara la existencia de una caché a nivel local que almacene las peticiones más realizadas o más recientes. Imaginar por ejemplo que se desea acceder a la web de google.es y que 5 segundos más tarde deseamos realizar otro acceso a la misma web. Esto implicaría dos peticiones DNS. Con una caché de DNS local, con un tiempo de vida limitado evidentemente, sería el equipo local quien respondería la petición DNS de nuestro navegador, sin necesidad de enviar una petición DNS a nuestra puerta de enlace o directamente a nuestros servidores DNS:
  

  C:\Users\Theliel>ipconfig /displaydns >> dns.txt
  zxlinks.com
  —————————————-
  Nombre de registro . : zxlinks.com
  Tipo de registro . . : 1
  Período de vida . . . : 86400
  Longitud de datos . . : 4
  Sección . . . . . . . : respuesta
  Un registro (host). . : 127.0.0.1
  

  zxlinks.com
  —————————————-
  No hay registros de tipo AAAA
  

  arstechnica.com
  —————————————-
  Nombre de registro . : arstechnica.com
  Tipo de registro . . : 1
  Período de vida . . . : 2091
  Longitud de datos . . : 4
  Sección . . . . . . . : respuesta
  Un registro (host). . : 75.102.3.15
  

  Con ipconfig /displaydns mostramos el contenido de la caché DNS de Windows. En este caso vemos dos entradas en ella, una de ellas apunta a la dirección de Loopback, la otra la IP de dicho hosts. Esto es debido a que Windows introduce los host del archivo hosts en su caché DNS, con un tiempo de vida de 24 horas (86400 seg). Por otro lado registrará cualquier petición DNS reciente que sea realizada, de este modo si el sistema requiere la resolución de otro host en un tiempo en el que la caché aun tenga dicho registro, será esta quien devuelva el resultado en vez de realizar una petición. El lado negativo en cambio es que si un host modifica su IP en el tiempo que nuestro sistema está cacheando la IP, la IP no será actualizada para nuestro sistema, y posiblemente nos toparemos con una URL no disponible. Es decir, el uso de caché aumenta el rendimiento considerablemente, pero de cuando en cuando puede existir un problema de coherencia. Es por ello que casi cualquier sistema permite el vaciado de la caché DNS, en Linux suele ir asociado simplemente a reiniciar el servicio (dependiendo del servicio usado), en Windows se realiza mediante: “ipconfig /flushdns”
  

  Por encima de esta caché local, podríamos situar un caché aún más cercana al usuario que se resolvería antes que enviar la petición al sistema. Algunos navegadores como Firefox poseen una pequeña caché interna de resolución de DNS que realiza una función igual. Esta caché suele ser más pequeña y suele ser mucho más eficiente, dado que esta caché tan solo es usada para peticiones realizadas mediante el navegador. Esto quiere decir que cualquier otro tipo de peticiones producidas por gestores de correo, clientes FTP, conexiones de juegos/aplicaciones… ninguna de estas estarán registradas en dicha caché. En Firefox, para poder acceder a las opciones de caché de DNS es necesario acceder a la página de configuración avanzada mediante la dirección en la barra de direcciones: about:config, y dentro de esta buscar la clave “network.dnsCacheEntries” y “network.dnsCacheExpiration”, siendo ambos nombres bastante descriptivos sobre su función.
  

• Caso 4: Resolución DNS en caché de nuestro router

  Del mismo modo que nuestro sistema cuenta con una pequeña caché para almacenar las peticiones DNS más recientes o más comunes, no es extraño pensar en que un sistema similar podría ser incluido por ejemplo a nivel de nuestro propio router, de modo que el router serviría a todos sus clientes conectados como servidor de DNS. Sería por tanto este quien resolvería por los clientes las peticiones pertinentes y devolvería a estos el resultado. Pero por el mismo motivo, podría mantener una caché interna de DNS con las peticiones no de un solo cliente, sino de todos los clientes conectados. Es decir, si el cliente 1 necesita acceder por vez primera al servidor google.es y segundos más tardes el cliente 2 quiere acceder al mismo servidor, es más que probable que el router no vuelva a realizar una petición DNS para conocer la IP del servidor google.es, sino que ya tendrá almacenada dicha entrada debido a la petición anterior del cliente 1, con lo que todo el sistema se agiliza de forma considerable, optimizando además el ancho de banda. De lo contrario el router tendría que esperar la contestación de los servidores DNS configurados en él, estos a su vez o devolver la petición o realizarla a un servidor superior… y tan solo cuando se obtiene la IP destino devolverla al hosts que la pidió, y una vez el hosts tiene la IP dele servidor poder realizar ahora sí la petición http (por ejemplo) pertinente. Esta función no obstante depende del router en cuestión, y al igual que la resolución de DNS en caché local, posee de pros y contras (en el 90% de las situaciones es una práctica que merece bastante la pena)
  

  Hay que tener en cuenta y no hay que confundir una caché DNS con un servidor DNS, el cual evidentemente mantiene una caché DNS. Existen routers en la actualidad que poseen funciones de servidor DNS y por tanto cachea las peticiones DNS. Por ejemplo podemos ver esto en las firmware del equipo de DD-WRT.
  

Resolución DNS por medio de los servidores DNS (caso 5)

Aunque sería el caso 5, vamos a verlo independientemente de los otros 4 casos, dado que es aquí donde se pone en marcha en realidad el sistema DNS. Todos los casos anteriores lo que impiden de un modo u otro es tener que hacer uso de este sistema, no porque sea ineficaz, sino para evitar la sobrecarga en este. Además, es evidente que cualquier petición realizada al exterior consumirá un tiempo superior a cualquier petición respondida de forma local. Veamos algunos tiempos de resolución gracias a la herramienta de resolución DNS Dig, disponible tanto para Linux (suele venir incluida) como para Windows (se debe de descargar):

theliel@Anarchy:~$ dig theliel.es
; <<>> DiG 9.7.0-P1 <<>> theliel.es
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 58146
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 0

;; QUESTION SECTION:
;theliel.es. IN A

;; ANSWER SECTION:
theliel.es. 2362 IN A 188.121.46.128

;; Query time: 2 msec
;; SERVER: 192.168.3.1#53(192.168.3.1)
;; WHEN: Fri Jun 11 17:34:21 2010
;; MSG SIZE rcvd: 44

theliel@Anarchy:~$ dig @80.58.61.250 theliel.es

; <<>> DiG 9.7.0-P1 <<>> @80.58.61.250 theliel.es
; (1 server found)
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 3856
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 0

;; QUESTION SECTION:
;theliel.es. IN A

;; ANSWER SECTION:
theliel.es. 2361 IN A 188.121.46.128

;; Query time: 66 msec
;; SERVER: 80.58.61.250#53(80.58.61.250)
;; WHEN: Fri Jun 11 17:34:22 2010
;; MSG SIZE rcvd: 44

Como podemos ver, la resolución DNS realizada por mi router en este momento es de tan solo 2 msec, es más que probable que tenga en su caché la resolución ya realizada. En cambio, si especifico que la resolución se lleve a cabo por medio de mi ISP, el tiempo se eleva a 66 msec, en este caso es el servidor DNS primario de telefónica España. Esta utilidad puede ser usada también para comprobar que servidores DNS son más óptimos para nuestra red. Por ejemplo, podemos ver el tiempo que tardaría los servidores de DNS de google, y si son mejores que los de nuestro ISP:

theliel@Anarchy:~$ dig @8.8.8.8 theliel.es
; <<>> DiG 9.7.0-P1 <<>> @8.8.8.8 theliel.es
; (1 server found)
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 49868
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 0

;; QUESTION SECTION:
;theliel.es. IN A

;; ANSWER SECTION:
theliel.es. 3594 IN A 188.121.46.128

;; Query time: 97 msec
;; SERVER: 8.8.8.8#53(8.8.8.8)
;; WHEN: Fri Jun 11 17:43:00 2010
;; MSG SIZE rcvd: 44

En este caso, el servidor de DNS de Google (8.8.8.8) tiene unos tiempos de resolución peores a los servidores de mi ISP. Esto también tiene su explicación. Por un lado la cercanía de los servidores, por otro lado la necesidad de dichos servidores de recurrir a servidores DNS superiores.

Cuando ningún sistema “local” puede resolvernos un nombre de dominio, es necesario realizar una petición DNS a un servidor DNS para que este nos devuelva la IP del host al que deseamos acceder. Cuanto antes sea respondida dicha petición, antes será alcanzado el hosts. La mejor forma de ilustrar esto es poner dos ejemplos: El mejor de los casos y el peor de los casos. De este modo se puede ver perfectamente el funcionamiento jerárquico de DNS y la importancia última de los servidores DNS raíces.

En el mejor de los casos, el servidor DNS de nuestro ISP tiene directamente la respuesta de nuestra petición. Es decir, imaginar que deseamos conocer la IP del servidor donde está alojado el dominio theliel.es. Si nuestro ISP posee esta entrada directamente en su servidor DNS, este no tendrá que acudir a un servidor de DNS superior y de forma inmediata devolverá la IP de este host. Pero si dicha entrada no se encuentra presente en el servidor de DNS de nuestro ISP, este a su vez debe de realizar una petición DNS a un servidor DNS superior a él, De este modo se realiza lo que se conoce como peticiones DNS recursivas, en la que nuestra petición DNS va saltando entre los diferentes servidores DNS hasta que alguno de estos servidores devuelve la IP deseada. Veamos el peor de los casos de este ejemplo cuando se desea conocer la IP del host earth.google.es:

theliel@Anarchy:~$ dig +trace @80.58.61.250 earth.google.es

; <<>> DiG 9.7.0-P1 <<>> +trace @80.58.61.250 earth.google.es
; (1 server found)
;; global options: +cmd
. 472319 IN NS f.root-servers.net.
. 472319 IN NS g.root-servers.net.
. 472319 IN NS h.root-servers.net.
. 472319 IN NS i.root-servers.net.
. 472319 IN NS j.root-servers.net.
. 472319 IN NS k.root-servers.net.
. 472319 IN NS l.root-servers.net.
. 472319 IN NS m.root-servers.net.
. 472319 IN NS a.root-servers.net.
. 472319 IN NS b.root-servers.net.
. 472319 IN NS c.root-servers.net.
. 472319 IN NS d.root-servers.net.
. 472319 IN NS e.root-servers.net.
;; Received 228 bytes from 80.58.61.250#53(80.58.61.250) in 400 ms

es. 172800 IN NS ns1.crn.nic.es.
es. 172800 IN NS ns1.nic.es.
es. 172800 IN NS ns1.cesca.es.
es. 172800 IN NS ns3.nic.fr.
es. 172800 IN NS sun.rediris.es.
es. 172800 IN NS ns-ext.nic.cl.
es. 172800 IN NS sns-pb.isc.org.
;; Received 376 bytes from 202.12.27.33#53(m.root-servers.net) in 99 ms

google.es. 7200 IN NS ns2.google.com.
google.es. 7200 IN NS ns1.google.com.
;; Received 79 bytes from 130.206.1.2#53(sun.rediris.es) in 66 ms

earth.google.es. 345600 IN CNAME earth.google.com.
earth.google.com. 86400 IN CNAME www3.l.google.com.
www3.l.google.com. 300 IN A 209.85.229.102
www3.l.google.com. 300 IN A 209.85.229.100
www3.l.google.com. 300 IN A 209.85.229.101

;; Received 132 bytes from 216.239.34.10#53(ns2.google.com) in 116 ms

En este caso, el servidor DNS de nuestro ISP (80.58.61.250) es incapaz de resolver la IP del host earth.google.es. Dado que no es capaz de resolver dicha dirección, no tiene otro remedio que realizar una petición DNS a un servidor que pueda conocer algo más de ese host. Aquí es donde cobra gran importancia la jerarquía de los dominios. En el host earth.google.es, el dominio de primer nivel es “es”. El servidor de DNS de telefónica no conoce cuales son los servidores de resolución DNS para los ccTLD .es, pero sí conoce la dirección de los servidores DNS raíces. El servidor DNS de telefónica consulta la lista de los servidores raíces y opta por enviar la petición al servidor raíz m (m.root-servers.net). El servidor raíz m recibe por parte del servidor DNS de telefónica una petición de resolución para el servidor DNS .es. El servidor raíz m SI CONOCE y si tiene en su base de datos la dirección de los servidores DNS que gestionan las direcciones ccTLD .es, y de entre todas ellas escoge el servidor sun.rediris.es, con lo que envía esta IP al servidor DNS de telefónica. Este conoce ya la IP del servidor de DNS que le podrá resolver la IP del dominio google.es, con lo que envía al servidor DNS anteriormente devuelto por el servidor raíz una petición de resolución para el dominio de segundo nivel google.es. El servidor sun.rediris.es recibe la petición por parte del servidor raíz M para resolver la dirección del host google.es (ya dentro del dominio de primer nivel .es). Esta consta en su base de datos, con lo que le responde de nuevo con la IP de la de la resolución del host del servidor de DNS de google, concretamente ns2.google.com. Dado que este es el último servidor de DNS que necesita, el servidor de telefónica que está realizando la recursividad solicita la resolución de earth.google.es a dicho hosts, dicho servidor recibe la petición de resolución para earth (ya dentro del dominio google.es), y dado que la posee envía la contestación al ISP y este a nosotros.

Lo normal es que todo este proceso se realice de forma completamente transparente por parte de nuestro ISP, y nuestro sistema tan solo realice una petición DNS, mientras que nuestro ISP puede realizar la petición recursiva DNS (es quien va enviando las diferentes peticiones según las respuestas que va recibiendo por parte de los servidores DNS) y es él quien al final nos envía a nosotros la dirección IP final. Aquí podemos ver la gran importancia de los servidores raíces, podemos decir que estos son los que poseen acceso directo a los servidores de DNS TLD. Si estos servidores raíces fallan, Internet falla, de ahí a ser objetivo de hackers desde que Internet nació y de ahí a que estén repartidos por todo el mundo y con numerosas réplicas en él.

Esta es la mejor imagen que he encontrado que ilustra todo el proceso: caché del navegador, caché del PC, caché del ISP y de cómo este envía la petición recursiva:

Tipo de Registros DNS:

Hasta ahora hemos hablado sobre cómo funciona el sistema DNS, pero está incompleto. Hasta ahora podríamos hacernos la idea de que un servidor DNS es a groso modo un sistema que procesa las peticiones DNS recibidas con una gran base de datos en la que asocia una IP a un nombre de dominio. Pero esto no es cierto. Esta base de datos no está constituida por una asociación IP -> Nombre de dominio, sino por un conjunto de registros asociados a cada dominio. Esto otorga al sistema DNS de funcionalidades mucho más extendidas, que no simplemente el mero hecho de conocer la IP de un host. Estos registros almacenan cierta información sobre el dominio en cuestión, por ejemplo el registro A lo que contiene es precisamente la IP de dicho dominio.

Aun cuando en la actualidad la lista de posibles registros DNS es mucho mayor, la inmensa mayoría de toda la red continúa usando tan solo algunos de los registros DNS que se crearon originalmente, aquellos especificados en el RFC 1035. De este primer abanico de registros, algunos son experimentales como los registros MB o MR, mientras que otros como MD y MF fueron sustituidos por otros más usados y con la misma finalidad. Veamos los registros DNS que podríamos considerar “útiles” de esta primera especificación:

• A: Almacena la IPv4 del host, es decir, el mapeo de nombre de dominio – dirección IP de host.
• NS: Especifica un servidor DNS para dicho dominio, es decir, el servidor DNS autorizado para dicho host.
• CNAME: Más comúnmente conocido quizás como un alias. Es decir, especifica el nombre de otro nombre. Podría verse quizás como una redirección a nivel de DNS de un dominio a otro. Por ejemplo una entrada de este tipo: “correo.theliel.es CNAME gl2.gmail.com” significa que cada vez que se debe de resolver la IP para “correo.theliel.es”, se devolverá en su lugar la IP de gl2.gmail.com. En este caso, decimos que correo.theliel.es (o solamente correo, si damos por hecho que estamos en el dominio theliel.es) es un alias del host de google dado. Esto es usado constantemente. Hay que tener en cuenta que por su propia definición no es posible solicitar a un servidor DNS que nos respondan los alias de dicho dominio, pero sí podemos saber si un dominio/subdominio… dado es un alias de otro simplemente haciendo un ping. Veamos la diferencia entre hacer un ping a un alias o hacer ping a un host directamente:

  Ping a un alias:
  

  C:\Users\Theliel>ping earth.google.com
  Haciendo ping a www3.l.google.com [209.85.227.100] con 32 bytes de datos:
  
  Ping al host real anterior:
  

  C:\Users\Theliel>ping www3.l.google.com
  Haciendo ping a www3.l.google.com [209.85.227.139] con 32 bytes de datos:
  

  Al hacer un ping a un alias, este automáticamente nos “redirige” al host al que apunta el alias. Es decir, en los servidores de nombres de Google en algún lugar existirá una entrada de este tipo: earth.google.com CNAME www3.l.google.com. Para terminar indicar que aunque se puede hacer, no es recomendable anidar alias, es decir, un alias que apunta a otro alias que apunta al host.
  

• SOA: Marca el comienzo de una zona DNS, entendiendo por zona DNS algo así como el ámbito de acción de dicha red. Es decir, los servidores DNS de google forman una zona DNS que casi con toda seguridad englobaría todos los servicios de google, todas sus redes, etc… pero es evidente que los servidores DNS de google casi con toda seguridad no poseen registros de otras zonas DNS como las de Yahoo, Microsoft…

  El registro SOA por tanto contiene en primer lugar el servidor DNS principal de la zona, así como datos administrativos: correo del administrador, número de serie, temporizadores de refresco… datos concretos sobre la propia zona DNS.
  

• PTR: Puntero a un nombre de dominio. Su función principal es hacer resoluciones DNS inversas, es decir, en vez de obtener la IP por el host obtener el host por la IP. Un ejemplo de esto:

  C:\Users\Theliel>dig -x 74.125.77.104
  ; <<>> DiG 9.7.1rc1 <<>> -x 74.125.77.104
  ;; global options: +cmd
  ;; Got answer:
  ;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 1981
  ;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 0
  

  ;; QUESTION SECTION:
  ;104.77.125.74.in-addr.arpa. IN PTR
  

  ;; ANSWER SECTION:
  104.77.125.74.in-addr.arpa. 86400 IN PTR ew-in-f104.1e100.net.
  

  Es decir si realizamos una resolución inversa de la IP 74.125.77.104 nos devuelve que es el host ew-in-f104.1e100.net, host de google.es
  

• MX: Registro de intercambio de correo. Este registro es fundamental para el uso del correo electrónico, mapea un dominio a un servidor de correo (o una lista de posibles candidatos). Cada vez que enviamos un correo electrónico a una dirección, es necesario conocer el servidor de correo de dicho dominio. ¿Cómo? A través de la consulta de sus registros MX. Una vez obtenemos el host de dicho servidor podemos conectarnos a él para entregar el correo. En realidad el funcionamiento del correo electrónico es muy simple. Si enviamos desde Gmail por ejemplo (interfaz web) un correo a una dirección @live.com, aunque no sea nuestro navegador quien haga la consulta, el servidor de google por nosotros para poder entregar dicho mensaje primero tiene que conocer la IP o el destino de dicho realm (el realm es el @live.com). Por ciencia infusa Google no puede conocer la IP del host al que debe de entregar el correo. Realizaría algo similar a lo siguiente:

  theliel@Anarchy:~$ dig live.com MX
  .
  …
  ;; QUESTION SECTION:
  ;live.com. IN MX
  

  ;; ANSWER SECTION:
  live.com. 2426 IN MX 5 mx1.hotmail.com.
  live.com. 2426 IN MX 5 mx2.hotmail.com.
  live.com. 2426 IN MX 5 mx3.hotmail.com.
  live.com. 2426 IN MX 5 mx4.hotmail.com.
  

  theliel@Anarchy:~$ ncat -C mx1.hotmail.com 25
  Connected to mx1.hotmail.com.
  Escape character is ‘^]’.
  220 col0-mc2-f34.Col0.hotmail.com Sending unsolicited commercial or bulk e-mail (bla bla bla)
  ehlo test
  250-col0-mc2-f34.Col0.hotmail.com (3.10.0.73) Hello [81.34.161.58]
  250-SIZE 29696000
  250-PIPELINING
  250-8bitmime
  250-BINARYMIME
  250-CHUNKING
  250-AUTH LOGIN
  250-AUTH=LOGIN
  250 OK
  mail from: <test@gmail.com>
  550 DY-001 Mail rejected by Windows Live Hotmail for policy reasons. We generally do not accept email from dynamic IP’s as they are not typically used to deliver unauthenticated SMTP e-mail to an Internet mail server. http://www.spamhaus.org maintains lists of dynamic and residential IP addresses. If you are not an email/network admin please contact your E-mail/Internet Service Provider for help. Email/network admins, please visit http://postmaster.live.com for email delivery information and support
  Connection closed by foreign host.
  

  Es decir, primero hay que conocer el servidor de correo, que es posible gracias a una consulta DNS de su registro MX. Este servidor nos responde con una lista de hosts disponibles, TODAS en esta ocasión con la misma prioridad (el número 5 que las precede, a menor número mayor prioridad a la hora de conectarse a uno u otro). Una vez que disponemos ya del host (mx1.hotmail.com en este caso) podemos conectarnos a él. OJO!! aunque se da ya por sabido en realidad cuando intentamos conectarnos al host citado, nuestro sistema deberá realizar otra petición DNS para conocer la IP del host mx1.hotmail.com, consultando el registro A de dicho dominio. Una vez que se realiza la conexión (en mi caso de ejemplo con ncat) el servidor de Gmail intentaría algo como lo expresado, mail from: <test@gmail.com>. En este caso el servidor de correos de live.com no nos permite continuar dado que detecta que la IP origen es dinámica (cuestiones de seguridad de los servidores de correo). En el caso de Gmail permitiría la conexión. Evidentemente es solo un ejemplo.
  

• TXT: Es un registro reservado para cualquier tipo de información que se quiera añadir. A día de hoy se usa para una gran multitud de propósitos, ninguno específico.

No obstante, con el paso de los años se han ido haciendo necesario algunos registros adicionales, y a esta lista inicial deberíamos de añadir algunos más para poder dar la lista como “completa”, aunque evidentemente existan muchos otros registros, aunque también mucho menos usados:

• AAA: Si el registro A mapeaba hosts a direcciones IPv4, es necesario disponer de un registro DNS que permite devolver del mismo modo direcciones IPv6. Su función es exactamente la misma, salvo que en vez devolver los 32bits de una IPv4 nos devolverá los 128 bits de la dirección IPv6.
• SRV: Registro de servicios, otorga información sobre ciertos servicios. A día de hoy su uso es fundamental en aplicaciones tipo VoIP o muchos otros servicios modernos que dependen de una forma u otra de servidores más o menos específicos.

Paquete DNS:

Las peticiones DNS a fin de cuentas son datos que se envían, y al igual que una petición HTTP, este tiene su estructura por así decirlo. No obstante, DNS opera en el nivel de aplicación, por tanto hace uso de otros protocolos inferiores como UDP o IP para transmitirse. DNS usa el protocolo UDP para enviarse, usando el puerto 53 para tal efecto:

1 0.000000000 192.168.x.124 192.168.x.1 DNS Standard query A theliel.es
2 0.117633000 192.168.x.1 192.168.x.124 DNS Standard query response A 188.121.46.128

Problemas y soluciones a DNS:

Existen ciertas limitaciones en cuanto al sistema DNS. En realidad no son limitaciones en sí, sino problemas que surgen con los años. Para empezar y el más importante quizás es que DNS como tantos otros protocolos no se crearon para ser seguros, sino eficientes. Pensar por ejemplo que cualquiera podría construir un servidor DNS e intentar suplantar unas peticiones por otras malignas. O realizar ataques de envenenamiento DNS (que se verá en otro momento).

A todo esto se añade el problema de los actuales hosting virtuales, que permiten albergar en el mismo host diferentes servidores web funcionando al mismo tiempo. Con esto nos topamos cada día y nadie se pregunta en realidad cómo es posible, dado que un registro A tan solo devolverá la IP de un host, no la web que se quiere acceder a él. Es decir imaginar que deseamos acceder a una web http://ejemplo.com. Para poder realizarse la conexión es necesaria conocer la IP e imaginemos que la IP es 2.2.2.2. Ahora bien, en teoría solo bastaría una conexión a dicha IP por el puerto 80 y mediante el protocolo http para recibir dicha web. El problema aparece cuando en dicho host hay múltiples servidores web funcionando todos en el mismo puerto y al mismo tiempo. Es por eso que si en el navegador intentamos acceder a estos servidores por IP no podremos. Como saben estor servidores que web devolver? Gracias a las cabeceras HTTP que sirven de referencia al servidor para conocer la web que debe de devolver.

Por último y no menos importante son los conocidos como DDNS, o DNS dinámicos. Ya hemos visto la importancia de un dominio, y que los servidores DNS se van actualizando con el tiempo para tener siempre actualizada la IP a la que apuntan dichos nombres de dominio. No obstante la IP de un host no debería de variar demasiado, pero que sucede si tenemos un dominio que queremos que apunte a un host que posee una IP dinámica? Pues bien, existen servicios tanto gratuitos o de pago para sofocar esto. El sistema funciona de forma muy simple:

1. Se nos otorga un dominio, normalmente un subdominio de segundo nivel, tipo “pepito.dyndns.org”
2. Dado que nuestra IP puede variar incluso con cada conexión a la red, se crea una aplicación cliente que envía los datos de la nueva conexión cada vez que la conexión se debe de actualizar, y estos datos los envía precisamente a este proveedor de servicios, en este caso dyndns. Esta aplicación cliente enviaría nuestra IP actual, nombre de usuario y contraseña y con esos datos ellos actualizarían sus servidores DNS para actualizar así la IP asociada a dicho dominio.
3. Nuestro host, aun teniendo una IP dinámica siempre sería accesible por medio del servicio de DDNS proporcionado por dyndns.

Para que esto sea posible SIEMPRE debe de existir una aplicación cliente que sea la que se encargue siempre de enviar los datos de la nueva conexión al servidor del proveedor. Lo que se hace a día de hoy para facilitar esto es añadir soporte en los propios routers para esto, es decir, muchos routers poseen internamente clientes DDNS, de modo que en realidad todo el proceso queda completamente transparente al usuario, este tan solo tiene que configurar el router y una vez realizado, cada vez que la IP cambia el router conecta con el servidor del servicio y actualiza la IP. Como digo es un servicio muy importante a día de hoy, sobre todo para aquellos que necesitan acceder a servicios de su red de forma remota sin importar la IP de esta.

Protocolos TCP y UDP

En conjunto con el protocolo IP conforman el núcleo principal de prácticamente todas las redes existentes a día de hoy, recordemos que estamos usando el modelo TCP/IP, luego el protocolo TCP seguro que jugará un papel importante.

Estos dos protocolos serán básicamente los dos únicos protocolos a nivel de transporte que vamos a tener. Podríamos añadir en todo caso SCTP usado para streaming, pero vamos… el 99% de todo el tráfico se gestiona por uno de estos dos protocolos. Recordemos que el nivel de transporte será quien establezca una comunicación entre aplicación origen- aplicación destino (en los niveles inferiores en realidad las comunicaciones son entre nodos). La idea es proveer a la comunicación con ciertos mecanismos como el control de flujo, detección de errores y otras cuestiones que iremos viendo.

Como hemos dicho veremos dos protocolos tan solo:

• UDP (User Datagram Protocol)
• TCP (Transmission Control Protocol)

Vamos a ver primero UDP por su gran sencillez, sería prácticamente la mínima expresión. A partir de este no obstante es mucho más simple comprender un protocolo bastante más complejo como TCP. Pero antes de entrar en los protocolos en sí hay que hablar de los puntos de accesos a estos, dado que será algo primordial para estos: Los puertos.

Puertos:

De cara al modelo TCP/IP o modelo OSI, los puertos serían los SAP del nivel de transporte, los puntos de acceso. Visto de forma más práctica los puertos permiten conexiones múltiples simultáneas entre distintos o iguales hosts sin que ninguna conexión interfiera en la otra. Visto de un modo más simple aun, los puertos serían las diferentes entradas/salidas en las comunicaciones.

Cuando un host desea enviar un mensaje a otro por medio de TCP o UDP primero debe de solicitar al OS un puerto de salida por el cual poder realizar la comunicación. Del mismo modo que necesita de un puerto de salida, dicho mensaje deberá de especificar ya no solo el destino (la IP o el nombre de host), sino el puerto al que quiere acceder en dicho host e informar al destino de puerto de salida que está usando para la comunicación, a fin de que el destino pueda contactar del mismo modo con el emisor. La necesidad del puerto de salida es clara, por algún lado tiene que salir el mensaje. ¿Pero y el puerto de entrada? En realidad es igualmente importante, ya que tanto puertos de entrada/salida se asocian generalmente a servicios/aplicaciones concretas. Es decir, gracias a estos puertos ya no solo debemos de especificar un host destino, sino que dentro de este, a que servicio o aplicación deseamos enviarle el mensaje.

Estos puertos se identifican como un número entero sin signo de 16 bits, es decir, un número comprendido entre el 0 y el 65535. Estos números hacen de ID de puerto por así decirlo. Estos puertos no son compartidos es decir, existirán por tanto 65536 puertos para TCP enumerados de 0 a 65535 y otros tantos para UDP enumerados exactamente igual, es por ello que el número del puerto no especifica si es UDP o TCP, esto es importante.

Como he dicho el 99% de todas las comunicaciones que hacemos se basan en este concepto, aun cuando no lo sepamos porque el proceso sea transparente a nosotros. El mejor ejemplo de esto es por ejemplo la navegación web. Hemos hablado de la necesidad de la IP o de las DNS, pero nadie ha visto en ningún momento nada parecido a un puerto o a un número que no sea la IP y que podamos imaginar que es un puerto. Pero esto es porque los navegadores lo hacen de forma implícita. Cuando en un navegador especificas por ejemplo “http://” estás especificando el protocolo http que por defecto (no significa que no pueda ser otro) se le asocia el puerto 80. Es decir, si en el navegador accedemos a la web http://www.google.es se realizará una petición al host www.google.es por el puerto 80 TCP, y con puerto no me refiero al puerto de salida de nuestro host, sino el puerto destino del host remoto.

Esto de que el puerto 80 esté asociado a los servidores web es así porque la IANA estableció que el puerto 80 sería el puerto “conocido” para el servicio web. En realidad la IANA mantiene un extenso listado con todos los puertos “conocidos”, así como los puertos registrados. Pero esto no quiere decir que los servicios de dicha lista se deban de asociar a dichos puertos, dado que un administrador de sistemas tiene siempre la última palabra sobre qué puerto asociar a que servicio. De todos modos esto tiene su lógica. Si se establece que el puerto para web será el 80, cualquier aplicación estará configurada para ello y no será necesario conocer en cada ocasión el puerto, lo mismo sucede con infinidad de puertos. Otras veces en cambio lo deseable puede ser exactamente lo contrario, y por motivos de seguridad no queremos asociar un servicio a su puerto preestablecido.

Se podría decir que generalmente tan solo los puertos de destino suelen tener un servicio asociado, pero esto sería incorrecto dado que un puerto de entrada se convierte en puerto de salida cuando tiene que enviar un mensaje. Así que podríamos matizar diciendo que generalmente los puertos de salida al iniciar la comunicación no suelen estar asociados. Por ejemplo, si realizamos una petición http al servidor web de google, sabemos que debemos de enviarla al puerto 80 TCP, ¿pero por qué puerto saldrá el mensaje de nuestro equipo? podríamos pensar en primer lugar que por el mismo puerto, que por el 80, pero esto no es así, el puerto 80 lo usaríamos para enviar datos (lo normal claro) tan solo de tener instalado un servidor web. Luego… ¿qué puerto se usará de salida? En este caso lo normal es que el navegador solicite una conexión de salida al OS, y sea el propio sistema quien le asigne un puerto que en ese momento no esté en uso para realizar dicha conexión, posiblemente entre un rango de puertos ya preestablecidos. Es decir, cada comunicación que hagamos incluso para navegar, el puerto de salida de nuestro mensaje será diferente casi el 100% de las veces. Es más, ahora mismo por ejemplo mi navegador Firefox mantienen de forma simultanea 5 conexiones activas, usando los puertos de salida 44384, 44385, 44387, 44388 y 44389, pero esto es en este mismo instante!! en cuanto la conexión TCP finalice y se abra una conexión TCP nueva, se le asignará un nuevo puerto de salida, y así el navegador quedará mientras dure la conexión “a la escucha” de dicho puerto preparado para recibir cualquier información que entre por él, que es de suponer que el mismo navegador estará esperando. Evidentemente los puertos que ya no están en uso se reutilizan sin problema alguno.

Podemos decir también que un puerto tiene 2 estados fundamentales, Abierto y Cerrado. Para que un puerto pueda enviar/recibir información, debe de estar abierto, es decir, algún servicio o programa asociado a él. Cuando en el ejemplo anterior nuestro navegador tiene que comunicarse con el puerto 80 TCP de un servidor web, antes de poder realizar la conexión el OS asocia a dicha aplicación (Firefox) el puerto temporal para la comunicación, digamos que el puerto queda abierto. Al otro lado en cambio, el puerto 80 del servidor web estará permanentemente abierto a la espera de cualquier comunicación externa entrante, el puerto 80 en este caso estará asociado a por ejemplo un servidor web Apache o IIS. En cambio, el puerto temporal abierto por el OS para Firefox para dicha conexión estará abierto tan solo el tiempo que dure la comunicación, cuando esta finalice, el puerto se cerrará. Esto es muy importante de cara a la seguridad como se verá en otro momento.



UDP:

Es un protocolo no orientado a la conexión, es decir, no provee ningún mecanismo de control de flujo, ni tampoco implementa ningún sistema propio de detección de errores o de pérdida de mensajes/datagramas (en nivel 4 no se puede hablar ya de paquetes, que es propio del nivel 3). Aunque en realidad el término “orientado a conexión” hace referencia a que no es necesario una negociación previa entre los dos dispositivos para comenzar la comunicación. Cuando tratamos con UDP debemos de tener claro por tanto que a este protocolo no le importa si se pierden datos en el camino, es más, el destino puede incluso estar saturado o colgado y UDP no tendrá constancia de ello, como si el puerto de comunicación está abierto o simplemente no es válido.

Esto parece tener muchos inconvenientes, pero en cambio todo depende de la aplicación que necesite enviar los datos o qué tipo de datos sean. Por ejemplo, la corrección de errores o el control de flujo puede implementarse a nivel de aplicación, o simplemente la pérdida de datagramas podría no ser importante, cosa muy habitual por ejemplo en aplicaciones en tiempo real como juegos online, Streaming, VoIP… ¿Pasa algo si 1 de cada 1000 datagramas se pierde en una videoconferencia? Pues la verdad es que prácticamente no afecta absolutamente en nada, a lo mejor vemos en ese momento un punto de otro color en la imagen recibida de la webcam del otro usuario, o puede que la conversación tenga un poco de más ruido de fondo, pero para nosotros es mucho más importante la fluidez de la conversación a la calidad de esta. Puede que UDP tenga muchos puntos negativos, pero no hay que verlo como negativos, sino como características, que dependiendo de la situación son mucho más deseables que otras. ¿Cuál es el objetivo por tanto de UDP? es fácil, la transmisión rápida de datos, la sencillez de la comunicación, en que prácticamente no hay que ocuparse de nada.

Hay que tener en cuenta que cuanto más complejo es un protocolo más sobrecargado está, y esto tiene un impacto notable en el uso de las redes. Imaginar que solo quiero enviar la palabra “Casa” a otro host. Con UDP me vasta dos datos y medio y lo envío. En TCP como ya veremos tendríamos que negociar la conexión, enviar los datos, cerrar la conexión… y todo ello además con cabeceras mucho más grandes en fin.. que a lo mejor en vez de enviar 20 bytes tendríamos que enviar 200 bytes para la misma tarea.

Como hemos dicho UDP no requiere del establecimiento de una conexión previa, de ningún sistema de acuerdo entre los dos hosts. Si un host quiere enviar un mensaje UDP a otro, tan solo tiene que (a nivel de transporte claro está) rellenar la cabecera UDP y adjuntar los datos que quiera:

• Puerto de Origen/Puerto de Destino (16 bits cada uno): Especifica el puerto de origen y el puerto de destino del mensaje UDP. Al ser un número de 16 bits se infiere que tendremos un máximo de 65536 puertos posibles
• Longitud (16 bits): Es un registro ya típico, en este caso especifica la longitud en bytes de todo el mensaje UDP, incluyendo tanto cabecera como el SDU del nivel superior, es decir, los datos realmente. Hay que recordar que cada nivel normalmente añade/elimina su propia cabecera a los datos recibidos y los envía hacia abajo o hacia arriba en el modelo TCP/IP. Dado que la cabecera tiene un tamaño fijo de 64 bits, la longitud mínima para un mensaje UDP sería 8 Bytes, es decir, un mensaje UDP vacío. Por la misma razón, la máxima cantidad de datos que se pueden enviar por un mensaje UDP sería 64K menos 8 Bytes.
• CheckSum (16 bits): La detección de errores en este caso es un poco peculiar, y además, en IPv4 es opcional (obligatoria en IPv6, recordemos que IPv6 NO tenía comprobación de checksum a nivel de protocolo IP). El algoritmo que usa es exactamente el mismo que el que se realiza en IP, se realiza el complemento a uno a la suma en complemento a uno resultante de cada palabra, pero en este caso no se hace sobre la cabecera de UDP, sino sobre la llamada pseudo cabecera UDP. Esta cabecera en realidad no existe, tan solo es una composición que se crea para crear el checksum. Esta cabecera está compuesta por la IP de origen, la IP destino, un byte de ceros, un registro que especifica el protocolo y otro registro que especifica la longitud del mensaje UDP, es decir, esta cabecera virtual toma algunos elementos de la cabecera IP. Pero repito, tan solo se “construye” esta cabecera para calcular el checksum, esta cabecera como tal no existe, no se transmite.

Eso es todo. Es la mínima expresión, una cabecera con lo mínimo, en que lo más “complejo” puede ser el checksum y que ni siquiera es obligado en IPv4. Después de la cabecera evidentemente se adjuntarían los datos del nivel superior, el SDU, que junto a la cabecera conformarían el 4PDU, el mensaje UDP completo que pasaría al nivel de red (en caso de que se esté enviando).

¿Cuál es el mejor ejemplo de mensaje UDP? Los mensajes DNS, DNS se transmite por medio de mensajes UDP. Qué pasa si se pierde un mensaje DNS? Pues posiblemente que si el navegador o el host tenga un tiempo de espera predeterminado para la petición DNS, si no recibe la respuesta casi de inmediato, enviará casi seguro una segunda o una tercera petición. Pero no es algo que requiera una integridad especial o una complejidad enorme. Además, son mensajes que se están retransmitiendo constantemente. Usar TCP para mensajes tan cortos sería hacer un uso enorme de la red tan solo para las peticiones DNS. Con UDP funcionan el 99% perfectamente, y hacen un uso muchísimo más optimizado de la red. Además, cuanto más pequeños sean los mensajes, menor probabilidad de errores existirá en su retransmisión.

TCP:

Es todo lo contrario a UDP. Para empezar, es un protocolo orientado a conexión, es decir, requiere del establecimiento previo de una conexión antes de poder comenzar a retransmitir datos. Es infinitamente más complejo que UDP, pero por otro lado TCP hace posible comunicaciones fiables, tolerantes a fallos, con una buena gestión del control de flujo… aunque todo ello requiere por ende un protocolo más complejo, una cabecera más grande y una menor cadencia a la hora de transmitir datos en definitiva.

Al igual que le pasara a UDP, no se puede ver esto como algo negativo, sino como algo necesario para poder tener una comunicación fiable para aplicaciones que así lo requieren. Posiblemente el caso más ilustrativo sería la navegación web por ejemplo. Una web puede pesar considerablemente, desde unos KBs a MBs de datos. Que importa en este caso gastar unos KBs de más si nos garantizamos que el navegador recogerá correctamente la información del servidor opuesto. Pensar cuando enviamos un formulario (al margen de que se pueda enviar o no por protocolos seguros como TLS/SSL), no podemos permitirnos en modo alguno que al servidor no le llegue un mensaje TCP correcto, dado que ese mensaje podría ser desde un número diferente en el DNI, en el nombre o en cualquier otro lugar. Recordar que protocolos como UDP no tienen siquiera ningún mecanismo para saber si los datos han llegado o no, mucho menos si lo hicieron correctamente. En la mayoría de las comunicaciones necesitamos saber que los datos se han enviado correctamente o se han recibido sin errores.

Existen pues muchas aplicaciones que hacen uso de ambos protocolos, por ejemplo la mayoría de programas P2P o juegos online. ¿Por qué? Habilitan por ejemplo un puerto UDP para maximizar el envío/recepción de datos, y se usa la misma aplicación para controlar que estos lleguen en buen estado. Pero a la par se usa un puerto TCP para aquellas cuestiones que si requieran precisión, normalmente pequeños mensajes, pero que sí necesitamos conocer que han llegado y en buen estado:

• Puerto de Origen/Destino (16 Bits cada uno): Tiene exactamente el mismo uso que el citado en el protocolo UDP, especifica mediante un entero sin signo el puerto de origen que usará el mensaje TCP, así como el puerto destino al que va dirigido.
  
• Número de Secuencia (32 bits): Recordemos que TCP posee funciones de control de flujo, esto significa que de algún modo cada mensaje enviado tiene que ser claramente identificable de otro. Esto quiere decir que si dos mensajes TCP llegan al destino de forma desordenada, el host receptor podría ordenarlos perfectamente dado el número de secuencia. Del mismo modo si se recibe un mensaje cuyo número de secuencia no concuerda con el esperado, el mensaje podría descartarse por interpretar que dicho mensaje es ajeno a la comunicación actual entre los dos hosts, por ejemplo un mensaje inyectado desde un tercer host que intentase manipular la conversación entre ambos. Si el flag Syn (S) no está especificado, será el número de secuencia del primer octeto (byte) de datos adjuntos en dicho mensaje (después de toda la cabecera). En cambio, si el flag Syn está habilitado, el primer octeto adjunto en dicho mensaje será el número de secuencia + 1.
  
• Número de ACK (32 bits): La gran mayoría de las veces, para nosotros un ACK será un mensaje o paquete de confirmación. Este tipo de mensajes son muy comunes en gran multitud de protocolos, son como pequeñas señales de respuesta para indicar que se ha recibido la información. Gracias a estos mensajes también solucionamos el problema de conocer si un mensaje llega correctamente o no a su destino, dado que si llega, el destinatario nos responderá con un ACK (ACK proviene de Acknowledgment). Por ello, si el flag ACK (A) está activado, el número de ACK corresponderá al próximo número de secuencia del mensaje que espera recibir por parte del emisor. Es decir, en el caso de que la comunicación sea correcta, si un host envía un ACK con número de ACK “200″, significará que está esperando que el otro host le envíe un mensaje (del tipo que sea) con un número de secuencia de 200.
  
• Offset (4 bits): El número de bloques de 32 bits que ocupará la cabecera, por tanto indica cuando empiezan los datos (el SDU). Como ya se viese en el protocolo IP, para que este tipo de registros sean posible es necesario que la cabecera siempre sea múltiplo de 32 bits, lo cual se hace con un padding, puesto que existen campos en la cabecera de longitud variable.
  
• Reservado (6 bits): bits reservados, se deben de establecer a cero.
  
• Flags (1 bit cada una): Los flag o banderas son bits que básicamente dicen cuando un flag está activado o no. Cada uno de esos bits especifican algo concreto:

  URG (U): Usado conjuntamente con el campo “Puntero Urgente” para especificar que existe un dato en el mensaje que debe de ser procesado con anterioridad.
  ACK (A): Usado conjuntamente con el número de ACK para indicar una contestación, como ya se ha explicado.
  PSH (P): Esta señal está relacionada directamente con la ventana del protocolo TCP que se verá a continuación. Si el flag PSH es especificado, el mensaje por pequeño que sea será enviado.
  RST (R): Básicamente es una bandera que de habilitarse indica al otro host que reinicie la comunicación, algo así como un reset de la sesión.
  Syn (S): Formalmente realiza la sincronización del número de secuencia. El primer mensaje enviado por cada una de las partes al otro tendrá activada el flag Syn, es decir, al inicio de la comunicación.
  FIN (F): Se usa para comenzar o forzar el cierre de la sesión. Técnica significa que no serán enviados más datos por parte del emisor.

  
  

• Ventana (16 bits): Especifica en Bytes el tamaño de la ventana de recepción. Es decir, el tamaño máximo (comenzando desde el número de secuencia de ACK) de datos que puede recibirse en una comunicación TCP, antes de contestar con un ACK. En realidad esta ventana no es más que un buffer, cuyo tamaño queda especificado por este campo. Cuanto mayor sea el tamaño de ventana se obtendrá una mayor cadencia en los datos (el término exacto es throughput, pero creo que no existe un equivalente exacto en español). En contra partida, una ventana grande es perjudicial cuando la calidad de la red no es demasiado buena, puesto que en caso de error (por pequeño que sea), se requerirá enviar de nuevo toda la ventana completa, repercutiendo negativamente en el rendimiento. No es lo mismo a fin de cuenta enviar un mensaje de 1 byte en un byte, teniendo en cuenta que entre byte y byte hay que responder con un ACK, que enviar un mensaje en bloques de hasta 64KB, lo cual es muchísimo más eficiente… aunque menos seguro y menos fiable.

  A día de hoy cada vez se está optando por incrementar casi al máximo las ventanas de recepción, o en caso de Windows por ejemplo permitir al propio OS establecer de forma dinámica el tamaño de esta en función de la calidad de la comunicación y otros factores.

  
  

• CheckSum (16 bits): El sistema de comprobación de errores de TCP es el mismo que el que se explicó en UDP.
  
• Puntero Urgente (16 bits): Especifica un desplazamiento de Bytes (comenzando desde el número de secuencia) en el que se encuentra el primer byte que se ha tipificado como “mensaje urgente”
  
• Opciones y Padding (Variable): Especifica una serie de opciones que pueden añadirse antes del SDU. Dado que se debe de conservar la divisibilidad entre 32 Bits, se usará un padding rellenando de ceros para cubrir siempre cualquier pico que pudiese existir en dichas opciones.
  

Es evidente que la complejidad aquí es mucho mayor que en UDP. Describir el funcionamiento de todo el protocolo sería algo inviable, y para eso están las especificaciones oficiales en el RFC 793. No obstante, aunque no se explique cada uno delos posibles casos pueden darse en una comunicación TCP, si es interesante ver a groso modo como se llevaría a cabo una comunicación modelo, sin entrar en demasiados detalles, en lo que sería el establecimiento y cierre de la comunicación. Como digo esto es tan solo una pequeña parte de todo el protocolo TCP, se pueden presentar un millón de posibilidades y de comportamientos anómalos en la conexión y la respuesta de cada host a dicho comportamiento está en algunos casos especificados y en otros no. De todos modos, esto se podrá ver en otros temas, como por ejemplo en los escáneres de puertos, donde es muy importante conocer el funcionamiento de estos protocolos:

Sabiendo los registros de la cabecera, se puede más o menos inferir las características de TCP. Por ejemplo, la fiabilidad en los datos enviados/recibidos queda asegurada gracias a los números de secuencia, por los cuales es posible conocer el orden incluso en el que deben de llegar los mensajes, o en caso de que un mensaje no sea recibido el host emisor puede ser informado sobre ello para reenviar de nuevo el mensaje perdido. El número de secuencia de ACK tiene un cometido similar, dado que si el emisor no recibe el ACK de un mensaje que ha enviado, puede interpretar que el mensaje no ha sido recibido y podría enviarlo de forma automática de nuevo, mientras que de cara al receptor si le llegan dos mensajes con el mismo número de secuencia (por ejemplo porque el emisor ha reenviado el mensaje y el primero no llegó por una latencia excesiva de la red) ignoraría simplemente el segundo, siempre y cuando el número de secuencia fuese correcto, si recibe un número de secuencia erroneo simplemente descartaría el mensaje.

Por otro lado, el uso de una ventana (buffer) también garantiza un correcto control de flujo, mientras que técnicas como los algoritmos de congestión de red hacen posible que la comunicación sea todo lo fluida que se pueda cuando la intensidad del tráfico amenaza la comunicaicón. Estos algoritmos se basan simplemente en los mismos flags de las conexiones TCP para ajustar ciertos parámetros como la ventana de recepción, el tamaño máximo del mensaje (especificado en las extensiones de la cabecera TCP) o la gestión de ACKs. Por ejemplo, el algoritmo de congestión que puede usar Windows Vista/7 se llama Compound TCP. Este algoritmo posee dos ventanas, las cuales aumentan en tamaño o disminuyen en función del retraso en las comunicaciones. De forma similar actáa por ejemplo el protocolo de congestión por defecto de Linux: TCP Cubic. A la par que las comunicaciones son más rápidas y fiables, es normal que los algortimos de congestión usados vayan cambiando con el tiempo, dado que el que es bueno ahora no lo será mañana.

Protocolo Ethernet y ARP

Llegados a este punto sería conveniente hablar de Ethernet, aunque sin entrar en mucho detalle sobre este. Ethernet es un protocolo… una tecnología para redes locales. Al ser un protocolo de nivel 1 y 2, tiene más componentes físicas que informáticas. Por ejemplo, Ethernet tiene sus propios estándares para cables que pueden usarse, conectores, hardware… cuestiones que podrían ser interesantes ver, pero que se escapan al alcance de este capítulo. Ahora veremos Ethernet como el protocolo de nivel más bajo que tendremos dentro del modelo TCP/IP o modelo OSI, y será la misma tecnología Ethernet y sus protocolos los que convertirán al final los datos en meras señales eléctricas que serán transmitidas por un cable.

Desde el punto de vista físico, para nosotros tan solo nos interesa conocer cuestiones como la velocidad, modo de funcionamiento y tipo de medio. Desde el punto de vista lógico nos interesa no obstante conocer la estructura de un frame ethernet.

Físicamente para nosotros podemos diferenciar 3 estándares atendiendo a la velocidad de enlace de Ethernet: Ethernet, Fast Ethernet y Gigabit Ethernet, La diferencia de ellos es por tanto el ancho de banda posible. ASí, Ethernet tiene una capacidad máxima de transmisión de datos de 10Mb/sec (ojo!! Megabits, no MegaBytes), Fast Ethernet 100Mb/s y GigaEthernet una capacidad de 1000Mb/s. Actualmente existen estándares menos usados domésticamente como 10 GigaEthernet o 100 GigaEthernet, cuyos nombres son completamente descriptivos.

De cara al medio, estamos acostumbrados a ver Ethernet siempre usado sobre el famoso cable “Categoría 5e” y conectores RJ45. Este cables son a groso modo 4 parejas de hilos trenzados. Pero esto es solo una de las especificaciones de Ethernet, ya que en realidad Ethernet puede ser usado no solo sobre estas parejas de hilos trenzadas, sino por ejemplo sobre fibra óptica también. Lo que sucede es que los cables de hilos trenzados son infinitamente más baratos que otras infraestructuras como pueda ser la de fibra óptica, por no hablar de la facilidad de crimpar (añadir un conector a un extremo de un cable) a un cable de hilos trenzados a uno de fibra, o la flexibilidad de uno y de otro. Actualmente sobre hilos de cobre trenzados es posible llegar hasta 10GigaEthernet, mientras que sobre fibra hasta los 100GigaEthernet. De todos modos, lo más común, barato y cómodo para un usuario doméstico son los estándares 100BaseT y 1000BaseT, es decir, Fast Ethernet y Giga Ethernet sobre cables de cobre trenzados. En el caso de 100BaseT se usarán 4 hilos en total de un cable de pares trenzados Categoría 5 como mínimo, mientras que en redes GigaEthernet requeriremos de los 4 pares de hilos de un cable Categoría 5e o Categoria 6. En ambos casos, el estándar asegura una longitud máxima de cable entre nodos de 100 metros, a partir de los cuales sería necesario regenerar la señal. Como nota personal, en entornos especialmente ruidosos o cuando dichos cables serán usados externamente, recomendaría que los cables fuesen apantallados para aislar mejor las interferencias, aunque esto es tan solo opcional.

Desde el punto de vista del modo de funcionamiento, tan solo decir que Ethernet puede funcionar tanto en Half-Duplex como en Full-Duplex. Esto se verá más en detalle en otro capítulo cuando se vean Hubs y Switchs.

Desde un punto de vista lógico tenemos que ver como es un frame Ethernet, y teniendo en cuenta los diferentes protocolos que hemos visto hasta ahora, Ethernet no supondrá mayor problema. Un frame Ethernet II (los frames usados a día de hoy) no poseen otra cosa que la dirección MAC origen y destino, el protocolo superior que lo usará, los datos que portará y un checksum:

Cuando se trató el protocolo IP se mencionó MTU como unidad máxima de transmisión, que es una limitación de la red y no del mismo protocolo IP, ya que el protocolo IP podía incluir paquetes de hasta 64KB. Pues bien, ese MTU proviene de los niveles inferiores, en caso de usar redes Ethernet dicha limitación procede de aquí. ¿Por qué dijimos que lo normal para conexiones ADSL es un MTU de 1492 Bytes? El 99% de las redes locales domésticas son redes Ethernet. Como podemos apreciar perfectament en la imagen superior, los frame Ethernet tienen un tamaño mínimo de 64 bytes y un tamaño máximo de 1512 Bytes. De esos 1512 Bytes, 1500 son los reservados para los datos adjuntos. Dado que nuestros equipos se comunican principalmente por cable a nuestros routers, estos enlaces son Ethernet con un MTU de 1500. Pero por otro lado, la mayoría de nuestras conexiones ADSL están apoyadas por el protocolo PPPoE (Punto a Punto sobre Ethernet), el cual (el protocolo) tiene una cabecera de 8 Bytes. Es decir, el tamaño máximo de los datos que pueden enviarse por medio de una conexión ADSL mediante PPPoE debería de ser exactamente 1492, dado que PPPoE usa frames Ethernet. Ahora bien, esto no quiere decir que un MTU de 1942 para conexiones ADSL PPPoE sea el óptimo, pero explicar esto implicaría de nuevo salirnos del ámbito de este capítulo.

Hay que tener bien presente que estos frames existen tan solo para nosotros, para nuestra red local Ethernet, y en el caso específico de las conexiones ADSL PPPoE. Siempre que usemos un Sniffer para ver que tipos de frames nos están llegando hay que comprender bien esto, dado que podemos ver solo lo que llega a nuestros equipos, no como dichos datos son transportados desde un punto del planeta a otro, hablamos por tanto en este caso de un protocolo de puertas para dentro.

De la cabecera Ethernet II anterior, EtherType especifica el protocolo inmediato contenido en los datos adjuntos. Así por ejemplo, para un paquete IPv4, EtherType tendrá un valor de 0×0800, 0x86DD para IPv6, 0×8863 y 0×8864 para PPPoE, o un valor de 0×0806 si es el protocolo ARP. Para quien quiera una lista completa puede verla en el estándar de la IEEE de los tipos de redes Ethernet

Una dirección IP es una dirección lógica asociada a un host, mientras que una dirección MAC es una dirección “física”. Quizás el término dirección física no sea realmente correcto, pero sí podemos decir que una dirección MAC especifica inequívocamente una interfaz NIC (o al menos debería). Tal y como se plantea toda la red de Internet, así como los protocolos TCP/IP y DNS, parecerá innecesario un protocolo como ARP, pero sin embargo es un protocolo crucial, sobre todo dentro de redes locales como las redes Ethernet (casi todas las redes locales).

Gracias al protocolo IP podemos encontrar en el globo un host simplemente conociendo su dirección IP. Pero esta dirección no es más que una dirección lógica. En IPv6 esto es diferente dado que la asociación IP-NIC es casi estructural, pero en IPv4 esto no es así ni mucho menos. Volviendo al tema principal, puede que una dirección IP especifique un host en internet, pero… ¿Como saben los equipos o los routers a que interfaz de red enviar dichos paquetes? Es importante conocer siempre lo que pueda ser la parte física de una comunicación a la parte lógica. Podemos pensar en la parte física aquello que podemos tocar o ver: Cables, Routers, Switchs, Bridges, Interfaces de Red (NIC)… hardware a fin de cuenta. En cambio, en la parte “lógica” tendríamos fundamentalmente los protocolos de comunicación que funcionan sobre esa parte física, y en última instancia bits de datos que circulan de un lado a otro. Pues bien, en algún punto por tanto es necesario unir esa parte física con esa parte lógica, y el protocolo ARP se encarga de ello, al menos en cuanto a conocer el origen/destino de un paquete IP.

El protocolo ARP será el encargado por tanto de conocer el host físico emisor/receptor de un paquete por medio de su IP, dicho de otro modo, el protocolo ARP se encargará de saber las direcciones MAC de las NIC. El protocolo IP trabaja en el nivel 3 del modelo OSI (nivel de red), TCP/UDP son protocolos del nivel 4 (de transporte), mientras el protocolo DNS es un mensaje concreto UDP (luego es un protocolo a nivel de aplicación). ¿A que nivel pertenece por tanto ARP?

El problema del ámbito de ARP no es nuevo. En teoría es un protocolo a nivel de enlace de datos (nivel 2), pero no obstante para que ARP pueda trabajar correctamente necesita tener acceso al nivel 3 para conocer la IP. Si vemos esto desde un modelo OSI estricto, ARP quedaría fuera de este, dado que requeriría acceder a ambos niveles, lo cual violaría los principios del modelo OSI. Pero por un lado el modelo usado actualmente es TCP/IP, y por otro podríamos ver el modelo OSI como algo más flexible. Otros expertos concluyen que aun cuando el modelo OSI fuese completamente fijo e inflexible, ARP no violaría el modelo, dado que su función es meramente de nivel de red, con la única salvedad de que porta datos pertenecientes a IP, y que por tanto ARP es un protocolo de nivel 2. Personalmente creo que las dos opciones son correctas. No se puede ver el modelo TCP/IP u OSI como algo completamente rígido, y tampoco podemos pensar en que un frame solo puede contener datos propios. Quizás el ejemplo más significativo estaría en el protocolo ICMP. Sin entrar en detalle a explicar este protocolo, ICMP depende y se apoya sobre IP, con lo que debería de ser un protocolo superior a IP, pero en realidad no presta ningún servicio de transporte o de nivel superior. ICMP es un protocolo puramente de nivel 3, aunque necesite o se apoye en IP. Bueno, de forma similar podríamos ver ARP. Para mi por tanto ARP es un protocolo de nivel de enlace de datos (nivel 2), pero quizás sería correcto decir que es un protocolo tanto de nivel 2 como de nivel 3.

¿El problema?

La finalidad de ARP queda clara. Un protocolo que permita extraer de algún modo de la dirección física MAC de un host. ¿Por qué es esto estrictamente necesario? La mejor forma de ver esto es intentar componer la red TCP/IP más sencilla que pueda existir, para evitar pensar en routers, hubs u otros elementos de red: Dos hosts conectados uno a otro por un cable Ethernet. Imaginar por tanto que disponemos de dos host configurados manualmente y conectados por un cable de red, formando entre ambos equipos una red muy simple. El host A se configura para tener una dirección IP 192.168.0.1 y el host B para tener la dirección 192.168.0.2. Si lo vemos de una forma completamente lógica, decimos simplemente que el host A se comunica con el host B enviando los paquetes IP a la dirección 192.168.0.2. ¿Pero como sabe el host A quien es el host B? Visto desde un punto de vista completamente físico, la tarjeta de red del host A tan solo sabe que ella tiene una dirección física por ejemplo de 00:00:00:00:00:01, a la cual hay conectada un cable por el cual enviar o recibir datos, y lo mismo para el host B, 00:00:00:00:00:02. Los adaptadores de red no tienen por qué entender de IP, recordemos que Ethernet es un protocolo de nivel 2. En última instancia, el adaptador de red simplemente pone los datos que sean en las lineas de transmisión del cable y listo. En este caso es simple, dado que tan solo hay un equipo conectado al otro extremo, los datos enviados por A llegarán siempre al equipo B. El host B cuando recibe lo que sea por su interfaz de red podría simplemente tomarlo por bueno y tomar cualquier dato que llegue por él como válido y procesarlo. En este caso no haría falta siquiera conocer direcciones físicas. Pero que sucede si creamos una red en vez de dos equipos de tres?

Imaginar que a los dos equipos antes mencionados incluimos un Host C con dirección física 00:00:00:00:00:03. ¿Como? En el caso más simple de todos esto se haría con un dispositivo de red conocido como Hub. Básicamente los Hub conectan todos los diferentes hosts conectados a él entre sí de una forma muy simple. Un cable/interfaz Ethernet o Fast-Ethernet tiene dos lineas para transmitir datos y dos para recibir, pues el hub lo que hace es conectar internamente las dos líneas de transmisión de datos de cada cable con las dos de recepción de los otros. Es decir, cuando el host A envíe un paquete, este será recibido tanto en B como en C, y exactamente lo mismo para cualquier paquete enviado por B o por C. El problema es evidente, ante esta situación ya no basta simplemente con poner el dato en el cable y dejar que los hosts tomen por bueno y procesen el dato. Por otro lado cada host puede tener una IP diferente sí, pero como hemos dicho los adaptadores de red no tiene por qué saber nada de IP, y por otro lado las aplicaciones no entienden de direcciones MAC, solo de paquetes IP.

¿La solución?

Si al enviar el dato que sea desde A especificamos la dirección MAC destino (es decir, el adaptador de red a quien está destinado dicho frame), esta dirección o ID si puede ser comprobada/verificada por el adaptador de red. En este caso del Hub, tanto B y C recibirán un frame de A, pero el frame de A especificará que el destino será 00:00:00:00:00:02, con lo que el host C simplemente ignorará el frame, puesto que la dirección MAC no es la suya. Con esto podría parecer que el uso de IP es innecesario, pero recordemos que la función de un protocolo de nivel de red es completamente diferente a un protocolo de nivel de enlace de datos. IP hablará con todos los protocolos superiores, mientras que Ethernet es un protocolo de bajo nivel. Visto esto vemos la necesidad de las direcciones MAC, pero no del protocolo ARP. Pues bien, se ha dado por echo que el host A conoce la dirección MAC del host B, lo cual puede ser que la conozca o puede ser que no la conozca. Si arrancamos en frió todos los dispositivos, la única forma que el host A conozca la dirección MAC de los otros host y viceversa es manteniendo un archivo local en cada equipo que especifique dichas direcciones. Esto ya vimos en DNS que no aceptable en ningún modo, hace falta un protocolo que se encargue de dicha tarea.

Cuando un host no posea la dirección mac de otro, necesitará realizar una petición ARP para conocer dicha dirección. ARP tiene tan solo dos métodos de funcionamiento: Enviar peticiones y Enviar respuestas. El procedimiento base es muy simple, si necesita conocer la MAC del host B (del cual evidentemente conoce la IP, dado que el mismo paquete IP especifica dicha IP), enviará una petición a la dirección física de broadcast de la red con la solicitud. Todos los host recibirán Y ATENDERÁN la petición puesto que la dirección física a la cual está destinado el frame son TODOS los host, pero tan solo el host B contestará a ella, dado que dicha petición especifica la IP del host B. La respuesta de B por otro lado será dirigida directamente a A, dado que en la misma solicitud se incluye la dirección MAC del host A. La respuesta llegará a todos los host (estamos usando un hub), pero estos no la procesaran porque la dirección MAC especificada en el frame será la de A. A recibirá la contestación por parte de B con un frame que contendrá la dirección física de B, y el host A podrá actualizar su caché ARP, donde almacenará la asociación IP host B -> MAC host B.

Lo primero será por tanto conocer la estructura de este frame un tanto especial, ya se ha dicho que aun siendo (a mi juicio) un protocolo de nivel 2, lleva consigo una IP:

Hay que tener en cuenta que ARP depende de dos protocolos, el superior y el inferior. Para nosotros, ARP será usado extensamente en redes IPv4 sobre Ethernet, pero esto no quiere decir que son los únicos protocolos con los que podría funcionar ARP.

• Tipo de Hardware (16 bits): Especifica el hardware del nivel inferior que será usado. En caso de redes Ethernet, el valor de dicho campo será un 0×0001
• Tipo de Protocolo (16 bits): Especifica el protocolo superior al que referenciará, en caso del protocolo IP el valor de dicho campo será de 0×0800
• Long. Dirección Hardware (8 bits): Especifica el tamaño en bytes que ocupará una dirección del tipo hardware especificado en el campo “Tipo Hardware”. En caso de redes Ethernet, las direcciones MAC tienen un tamaño de 48 bits, luego este campo estará fijo en 48/8 = 6 Bytes -> 0×06
• Long. Dirección del Protocolo (8 bits): Especifica el tamaño de la Dirección del protocolo de nivel superior, en nuestro caso una dirección IPv4 tiene una longitud de 32 bits -> 32/8 = 4 Bytes -> 0×04
• Operación (16 bits): Especifica el modo de operación del protocolo ARP. Ya se dijo que ARP actúa o realizando una petición (Request, un valor de 1 en dicho campo) o respondiendo a una (Reply, con un valor de 2 en dicho campo)
• Dirección Hardware/Protocolo Origen/Destino (variable): Dado que el hardware y el protocolo sobre los cuales ARP va a funcionar puede ser diferente, estos campos no tienen una longitud fija, de echo estos campos son fijados en los registros anteriores. En estos campos se almacenará la dirección MAC de origen y la dirección MAC destino en caso de los registros Dirección Hardware y la dirección IP de origen y destino en el caso de los campos de Dirección del Protocolo.

En realidad es un frame muy simple, no lleva mayores complicaciones ni sobrecargas en el protocolo. Vamos a ver un ejemplo de frame tipo ARP IP sobre Ethernet capturado por un Sniffer:

+Frame 1: 60 bytes on wire (480 bits), 60 bytes captured (480 bits)
-Ethernet II, Src: Cisco-Li_xx:xx:xx (00:xx:xx:xx:xx:xx), Dst: AsustekC_xx:xx:x (00:xx:xx:xx:xx:xx)
Destination: AsustekC_xx:xx:x (00:xx:xx:xx:xx:xx)
Source: Cisco-Li_xx:xx:xx (00:xx:xx:xx:xx:xx)
Type: ARP (0×0806)
Trailer: 00000000000000000000000000004fe127ba
-Address Resolution Protocol (request)
Hardware type: Ethernet (0×0001)
Protocol type: IP (0×0800)
Hardware size: 6
Protocol size: 4
Opcode: request (0×0001)
Is gratuitous: False
Sender MAC address: Cisco-Li_4c:fc:8a (00:25:9c:4c:fc:8a)
Sender IP address: 192.168.x.1 (192.168.x.1)
Target MAC address: 00:00:00_00:00:00 (00:00:00:00:00:00)
Target IP address: 192.168.X.2 (192.168.x.2)

El primer bloque pertenecería al protocolo Ethernet. Tan solo se especifica como ya se dijo la dirección MAC origen y destino, el tipo de protocolo (en este caso ARP) y el trailer. El trailer es el fin de la trama (frame), lo cual hay que explicarlo. Como hemos visto un frame Ethernet termina con una secuencia de 4 Bytes que es el checksum. No obstante por regla general no será posible acceder a estos datos del frame por un sniffe, dado que el checksum se calcula de forma automática en el propio adaptador, y para tener acceso a ello sería necesario drivers específicos que realmente no merece la pena molestarse por ello.Es decir, el trailer NO ES el checksum en modo alguno, sino un padding necesario. ¿Por qué? Un frame Ethernet debe de tener un tamaño mínimo de 64 bytes. En este caso podemos comprobar que el Frame capturado tiene curiosamente 64 Bytes (60 Bytes + 4 Bytes del Checksum que se omiten), pero se obtiene un valor exacto de 64 Bytes gracias al trailer, sin este el frame ethernet tendría un tamaño inferior. Es por ello que la propia interfaz de red añade un padding después de los datos para rellenar ese tamaño mínimo de 64 bytes (60 si no contamos el checksum), o lo que es lomismo, un tamaño mínimo de datos de 46 Bytes.

El segundo bloque corresponde al protocolo ARP. La captura muestra exactamente cada uno de los campos de este protoclo, el tipo de Hardware (Ethernet), el tipo de protocolo de red (IP), el tamaño en Bytes de las direcciones, el modo de operación y las direcciones MAC e IP. Aparece no obstante un campo llamado “Is gratuitous”. En el protocolo ARP se denomina un frame gratuito a un auto anunciamiento. Es decir, imaginar que el frame anterior ARP en vez de tener como emisor la MAC y la IP del router tuviese la MAC e IP de él mismo, pero el destino fuese igualmente la dirección indeterminada: 00:00:00:00:00:00. En este caso, es evidente que nadie contestaría al frame ARP, pero este mensaje SI actualizaría probablemente las tablas ARP locales de cada equipo.

El frame completo ARP del ejemplo lo que realmente significa es que pregunta a toda la red por la dirección MAC de la IP 192.168.x.2. ¿Como es posible? porque el frame no está siendo enviado a una dirección MAC concreta, sino a la dirección indefinida 00:00:00:00:00:00, dado que no se conoce cual es. Esto hace que todos los host en la red escuchen tal frame. Cabe esperar que inmediatamente de lanzar el route dicha peticion ARP, el host del cual se desea conocer la dirección MAC responda con un frame ARP reply a dicha petición.

¿Que sucede cuando una petición ARP se contesta?

Al igual que las caché DNS, todos los equipos poseen una caché generalmente dinámica ARP que almacena las asociaciones MAC/IP, lo que evita el uso continuo de realizar peticiones ARP para conocer dichas direcciones MAC. Estas tablas se actualizarán a medida que sean necesaria, pero al contrario de lo qeu se piense, generalmente son actualizadas al recibir cualquier ARP reply de la red, sea legítimo o no, y esto será tratado en profundidad en otro capítulo de este tema. Dado que existe esta tabla/caché ARP, es posible tanto eliminar entradas de esta como añadir entradas manualmente, como listar la tabla ARP.

En windows:

C:\Users\Theliel>arp -a

Interfaz: 192.168.x.3
Dirección de Internet Dirección física Tipo
192.168.x.1 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
192.168.x.255 ff-ff-ff-ff-ff-ff estático
224.0.0.22 01-00-5e-00-00-16 estático
224.0.0.252 01-00-5e-00-00-fc estático
239.255.255.250 01-00-5e-7f-ff-fa estático
255.255.255.255 ff-ff-ff-ff-ff-ff estático

Interfaz: 192.168.x.2
Dirección de Internet Dirección física Tipo
192.168.x.1 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
192.168.x.6 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
192.168.x.8 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
192.168.x.13 00-xx-xx-xx-xx-xx dinámico
192.168.x.255 ff-ff-ff-ff-ff-ff estático
224.0.0.22 01-00-5e-00-00-16 estático
224.0.0.252 01-00-5e-00-00-fc estático
239.255.255.250 01-00-5e-7f-ff-fa estático
255.255.255.255 ff-ff-ff-ff-ff-ff estático

En Linux:

Anarchy:/# arp -n
Address HWtype HWaddress Flags Mask Iface
192.168.x.1 ether 00:xx:xx:xx:xx:xx C eth0
192.168.x.2 ether 00:xx:xx:xx:xx:xx C eth0
192.168x.25 ether 00:xx:xx:xx:xx:xx C eth0

El protocolo ARP es simple y altamente efectivo, no obstante no está libre de problemas de seguridad. Cuanto más simples es un protocolo más efectivo es, pero también es intrínsecamente más inseguro la mayoría de las veces. Recordar que Internet no se pensó como una fortaleza en la que todo estuviese medido, sino todo lo contrario, un sistema lo más simple posible y efectivo. Y viendo los protocolos que la hacen posible, tengo que decir que lo lograron, y a día de hoy es sin duda alguna la red de redes.

Nota: Todo fue realizado con el consentimiento expreso del dueño. Al principio fue una cuestión de investigación, los cambios no obstante solo fueron aplicados con el conocimiento del dueño.

Cansado de la vida en la ciudad que mejor forma que descansar debajo del sol y escuchar las olas del mar.

Honestamente, no es que no pueda vivir sin la tecnología, pero sí me divierto mucho con ella… y también aprendo. Así que entre el bañador, la toalla y protector solar he tenido que dejar espacio para el equipo informático. Una de las primeras cosas que aprendí fue a no dar nada por supuesto, así que ¿por qué no voy a pensar que algún vecino bueno y amigable iba a olvidarse a proteger a conciencia su conexión WIFI? Así que para no tener que cargar con más equipo del necesario simplemente tomé mi viejo router Linlsys wrt54GL (resucitado recientemente), el cual tuve la precaución de dejarlo preparado para destripar cualquier red WIFI que se pusiese a su alcance.

Dicho y hecho, después de dar un paseo agradable por la orilla y desempacar a montar mi pequeño puesto de trabajo fuera del ruido y el estrés de la ciudad. ¿Y cual es mi sorpresa? Un vecino amigable tiene su red WIFI expuesta (llamemos a su router/modem a partir de ahora “Destiny”). Bueno… robar está mal, así que después de comprobar la seguridad de esta no estaría de más contactar con el usuario y charlar animadamente con él. Pero lo primero es lo primero, tan solo tengo que conectarlo todo, configurar mi viejo router (llamado a partir de ahora como “Chaos”) y romper la pobre seguridad de Destiny, una clave WEP de 64bits. Una vez realizado esto (cosa fácil), tan solo es cuestión de configurar el router como cliente WIFI. Podría configurarlo como repetidor para aumentar la cobertura también de la red, pero siempre que no me es completamente necesario evito el uso de WIFI, así que opté mejor por el modo Cliente. En este modo Chaos actúa como si fuese un cliente más conectado a Destiny, a la par que actúa como router para mi propia red local. Es decir, la IP externa de Chaos será una IP asignada por defecto por el servidor DHCP de Destiny, mientras que la IP de mi red será aquella que yo desee dentro de mi propia red, y de tal modo que cualquier equipo conectado a mi red es completamente invisible de cara a Destiny, y la existencia de Chaos tan solo podría ser detectada accediendo a Destiny y comprobando los clientes conectados.

Una vez que todo se ha completado y la red comienza a funcionar el segundo paso es apuntalarlo todo. Esto implica primero a intentar configurar Destiny para mejorar en lo posible la cobertura WIFI (dado que esta será la que marque el rendimiento global de toda mi conexión a Internet y su estabilidad), mejorar la seguridad y de paso impedir que el vecino se arrepienta de permitirme el acceso a su red… al menos antes de que pueda pedirle permiso formalmente. Su red permite perfectamente pasar mis peticiones desde mi red local 192.168.3.0 a su red local 192.168.1.x lo que quiere decir que en teoría podría alcanzar desde mi equipo la configuración de Destiny, comenzando por la interfaz web y su puerta de enlace. ¿Cual es su puerta de enlace? Tan solo tengo que verlo en Chaos, o en el peor de os casos realizar un escaner de Pings y ver los hosts despiertos en la red:

C:\Users\Theliel>nmap -sn 192.168.1.0/24

Starting Nmap 5.30BETA1 ( http://nmap.org ) at 2010-06-12 18:03 Hora de verano romance
RTTVAR has grown to over 2.3 seconds, decreasing to 2.0
RTTVAR has grown to over 2.3 seconds, decreasing to 2.0
Nmap scan report for 192.168.1.64
Host is up (0.011s latency).
Nmap scan report for 192.168.1.65
Host is up (0.58s latency).
Nmap scan report for 192.168.1.254
Host is up (0.0043s latency).
Nmap done: 256 IP addresses (3 hosts up) scanned in 31.80 seconds

C:\Users\Theliel>

Vaya, no soy el único que está conectado, si mi cliente es el .64, el .65 debe de ser algún inquilino y Destiny debe de ser .254. Bueno, veamos que podemos obtener de Destiny sin intentar siquiera acudir al sentido común, así que vamos a ver si podemos ver sus puertos abiertos:

Nmap scan report for 192.168.1.254
Host is up (0.016s latency).
Not shown: 995 filtered ports
PORT     STATE  SERVICE
21/tcp   open   ftp
23/tcp   open   telnet
80/tcp   open   http
443/tcp  open   https
8080/tcp closed http-proxy

Vaya!! Destiny brilla por su escasa o nula seguridad, puertos http, telnet y ftp abiertos. ¿Y si solicito información sobre la versión de sus servicios y el OS de este?:

Starting Nmap 5.30BETA1 ( http://nmap.org ) at 2010-06-12 18:17 Hora de verano romance
Nmap scan report for 192.168.1.254
Host is up (0.013s latency).
Not shown: 996 filtered ports
PORT    STATE SERVICE  VERSION
21/tcp  open  ftp      Alcatel Speedtouch aDSL router ftpd
23/tcp  open  telnet   Alcatel/Thomson SpeedTouch DSL router admin interface
80/tcp  open  http     Alcatel/Thomson SpeedTouch aDSL http config 1.0
|_html-title: HTTP/1.0 401 Authorization Required
|_http-favicon: Thomson/Speedtouch Device
443/tcp open  ssl/http Alcatel/Thomson SpeedTouch aDSL http config 1.0
|_html-title: HTTP/1.0 401 Authorization Required
|_http-methods: No Allow or Public header in OPTIONS response (status code 400)
|_http-favicon: Thomson/Speedtouch Device
| http-auth: HTTP Service requires authentication
|   Auth type: Digest, realm = Thomson Gateway
|_  Auth type: Basic, realm = Thomson Gateway
Warning: OSScan results may be unreliable because we could not find at least 1 open and 1 closed port

Esto continua dando sus frutos, ahora puedo afirmar casi con toda seguridad sin siquiera ponerle los dedos encima aun, que Destiny es un router/modem thomson SpeedTouch, lo que me dice que el vecino amigo posee una linea ADSL y que el usuario por defecto de este router será “Administrator” y la contraseña “admin”, y si el usuario no modificó siquiera la seguridad WIFI, no hay nada que me diga que cambiaron su configuración de fábrica. Y efectivamente, si intento alcanzar la interfaz web por medio de su puerta de enlace y con las credenciales por defectos, tengo acceso con nivel “administrador” a su router/modem para configurarlo a mi gusto.

A este punto, lo primero será crear un nuevo usuario en Destiny como administrador (es el mayor permiso que me permite especificar… por ahora) y poner una contraseña. También puedo eliminar la cuenta por defecto “Administrator”. Una vez que el acceso a Destiny está más o menos terminado (por ahora) hay que ver que seguridad tiene y sobre todo la configuración WIFI. No hay que estropear nada a sus dueños, tan solo podré modificar aquello que crea que no afectará a nadie. Curiosamente Destiny tiene un Firewall relativamente decente (deshabilitado por defecto o a conciencia, y yo no fui) y un sistema de detección de intrusos para filtrar escaners y otras técnicas, que está habilitado por defecto. Lo gracioso del tema es que registró mi escaner de puertos, pero no me impidió realizarlo, luego de nuevo podemos suspenderle en cuanto a seguridad se refiere. Por seguridad lo mejor es habilitar el Firewall a su nivel estandar (bloque de todas las conexiones entrantes), el IDS no podemos modificar su estado (por ahora).

Una vez realiza todo esto me tomo con una sección de gestión remota para un supuesto usuario denominado “tech”, aunque en los usuarios listados en el administrador de usuarios no aparece… interesante. Lo apunto por si las moscas. Los ajustes WIFI no permiten gran cosa, deshabilito los modos 802.11b, fuerzo el canal a 1 y eso es todo lo que me permite la interfaz web.

Visto lo visto, lo mejor será realizar un acceso por telnet y ver si puedo tener un control algo más extendido de Destiny, ya sé que tiene el puerto abierto, y si nada ha cambiado no tendría que ser complicado. Al menos ya he logrado obtener una calidad de señal de un 20% (nada despreciable, teniendo en cuenta que Destiny debe de estar en un bloque de pisos enfrente del mío a unos 30 metros terraza con terraza). El acceso por telnet es igualmente sencillo en este router, mis credenciales nuevas tienen completa validez y en principio tengo acceso completo al sistema. Lo primero que haré será realizar un volcado completo de toda la configuración de este, así podré hacerme una idea de las posibilidades que tengo. Por suerte este router nos deja jugar bastante con él:

 

Username : Theliel
Password :
————————————————————————

Thomson XXXXX
Copyright (c) 1999-2007, THOMSON
————————————————————————
{Theliel}=>config dump
[ sntpc.ini ]
config poll=60 pollpresync=5
config state=disabled

[ xdsl.ini ]
debug traceconfig level=0
config adslmultimode=adsl2plus detect-lop=enabled syslog=disabled
debug multimode config=default
…
…… -> Unas cienos de lineas más

Lo mejor de todo es que gracias a este volcado puedo analizar de forma simple todo lo que desee. Veamos que tenemos sobre WIFI:

[ wireless.ini ]
ifconfig interop=802.11g locale=Europe
ifconfig channel=1 ssid=xxxxxx any=enabled rts=2347 protection=never protmode=rtscts prottrigger=local&overlap shortslot=always frameburst=disabled dtim=3
macacl config control=unlock
secmode wep encryptionkey=XXXXXXXX
secmode wpa-psk presharedkey=XXXXXXX rekeysec=0 version=WPA
secmode config mode=WPA-PSK
wds config state=enabled

Lo interesante es lo que está en negrita, evidentemente. Parece ser que al forzar a usar tan solo el estandar 802.11g, protection se pone a never, con lo que ello explica a que no pueda setear el parámetro protmode a off. Dicho de forma simple, la protección CTS RTS/CTS es un sistema para que las redes B y G puedan coexistir juntas. En realidad CTS y RTS no son más que señales necesarias para el sistema CSMA/CA. Cuando todos los dispositivos funcionan en el mismo modo no hay problema dado que todos ellos están sincronizados (por así decirlo). En cambio si no lo están se produce lo que se llama estaciones ocultas. Es decir, pensar en dos clientes y un AP. Los dos clientes están dentro de la cobertura del AP, pero no entre ellos. Al no estar sincronizados ninguno sabe de la existencia del otro y podrían enviar de forma simultanea información al AP. Y esto es lo que evita la protección CTS y CTS/RTS.

shortslot es una mejora de rendimiento y está activada, pero por lo que se puede contemplar no sucede lo mismo con frameburst. Frameburst es una tecnología que permite ENVIAR (no recibir) datos en el tiempo de espera entre cada frame, es decir… a fin de cuenta enviar más datos en menos tiempo. Si una red G tiene una salida máxima de unso 3,1 MB más o menos, gracias a frame burst puede tener una salida máxima de a lo mejor 4-5MB, un buen incremento sin duda alguna. Pero esto solo ayuda en la subida, si queremos que se vea en la recepción de datos entre dos clientes WIFI, los dos deben de soportar dicha tecnologías, a sí uno puede enviar datos a esa velocidad y el otro contestarle con la misma tecnología. El lado negativo es que Frameburt tiene un impacto negativo cuando en la red existen clientes que no soportan dicha función, aunque a día de hoy casi todos los adaptadores G la soportan. Muchos routers y adaptadores permiten establecer esto en sus interfaces web o en las opciones del controlador. En mi caso es tan simple como:

{Theliel}=>wireless ifconfig config frameburst=true

Una vez que creo que todo está en orden queda tan solo saber que pasa con ese usuario tech, quiero asegurarme de que “Theliel” es el único usuario con acceso a Destiny. Bueno, a ver que encontramos en el volcado de la configuración:

[ mlpuser.ini ]
add name=tech password=_CYP_XXXXXXXXXXaa9a0f9d4dad275559194f role=TechnicalSupport hash2=XXXXXXXXXX7cd799135924d299fcc55d defremadmin=enabled
add name=Theliel password=_CYP_AE2B1FCA515949E5D54FB22B8ED95575 role=Administrator hash2=XXXXXXXXXX… defuser=enabled

Con un poco de imaginación puedo suponer que la contraseña está en algún tipo de Hash para protegerla, dado que son 32 caracteres numéricos y alfabéticos, lo más normal es que sea un Hash MD5, y por su formato no parece que tenga ninguna Salt. Pero es fácil saberlo, mi contraseña la conozco “testing”, tan solo tengo que calcular algunos hash para ella y ver si alguno coincide, y efectivamente coincide. El hash MD5 de “testing” es AE2B1FCA515949E5D54FB22B8ED95575. El hash 2 debe de ser posiblemente un hash de protección, pero no es importante. el Hash de la cuenta tech lo tengo (lo he protegido por XXX por razones de seguridad). Si pudiese romper el hash y obtener la contraseña por él, tendré la contraseña del usuario tech. Esto es útil? Bueno… aun no lo sé, pero toda información siempre es buena. Así que me puse manos a la obra.

Como romper un Hash MD5? esto lo publiqué en uno de los artículos de seguridad. Pero lo mejor es siempre que sea posible pensarlo. Esta contraseña la pondrá el ISP, luego es posible que pueda encajar con algún diccionario. Primer intento? Un ataque por diccionario. He de decir que esto no me dio ningún exito. Bueno la segunda opción es por medio de tablas rainbow, es el método más efectivo, además sé perfectamente que no es un hash con salt. ¿Problema? Estoy en la playa, no tengo aquí los GBs y GBs de las tablas rainbow, ergo esto lo tenemos que descartar también. Tan solo queda un ataque de fuerza bruta. Cuando se realiza un ataque de fuerza bruta hay que ser realista, de nada sirve lanzar un ataque que puede durar años y años. Si puedo tener éxito me vale si es para dentro de como mucho una hora, más tiempo no voy a entretenerme con ello. Por ello lo máximo que me voy a permitir es un juego de caracteres de:

1-8 caracteres en minúsulas -> Sin éxito, hash no encontrado
1-14 carácteres solo numéricos -> Éxito!!

C:\Users\Theliel\>MDCrack-sse.exe –charset=%N xxxxxxxxxxaa9a0f9d4dad275559194f

System / Starting MDCrack v1.8(3)
System / Running as MDCrack-sse.exe –charset=%N xxxxxxxxxxaa9a0f9d4dad275559194f s
System / Filtering custom charset… done
System / Charset is: 0123456789
System / Detected processor(s): 8 x INTEL Itanium | MMX | SSE | SSE2 | SSE3
System / Detected hash format: MD5
Info   / Other possible matche(s): MD2, MD4, PHP, MD4MD4, MD5MD5
System / Target hash: xxxxxxxxxxaa9a0f9d4dad275559194f
System / >> Using MD5 cores: maximal candidate/user salt size: 16/54 bytes
Info   / Press ESC for available runtime shortcuts (Ctrl-c to quit)
Warning/ Thread number has been reduced in order to match charset size
Info   / Thread #0: >> Using Core 1
Info   / Thread #1: >> Using Core 1
…
……..
Info   / Thread #4: Candidate size: 10 ( + user salt: 0 )
Info   / Thread #2: Candidate size: 10 ( + user salt: 0 )
———————————————————-/ Thread #3 (Success) \—-
System / Thread #3: Collision found: 1122334455
Info   / Thread #3: Candidate/Hash pairs tested: 463 062 646 ( 4.63e+008 ) in 59s 131ms
Info   / Thread #3: Allocated key space: 2.22e+015 candidates, 0.00% done
Info   / Thread #3: Average speed: ~ 7 831 081 ( 7.83e+006 ) h/s

Bueno, he tenido suerte, era una contraseña numérica de 10 dígitos: 1122334455 (No era esa, pero por razones de seguridad será esa la que usemos). Solo tengo que intentar un acceso por telnet y ver si es la contraseña realmente. Bueno, telnet me responde con un error, pero no me dice que la contraseña sea errónea, sino que dicho usuario tan solo tiene acceso remoto, no local. Si pruebo con otra contraseña me responde directamente contraseña/usuario incorrecto, ergo ya tengo la contraseña del usuario tech.

Indagando un poco en Destiny pude comprender que este router tiene una serie de jerarquía de niveles de acceso bastante seria. Por ejemplo existe siempre un usuario por omisión root con acceso completo. Mi usuario Theliel con permisos administradores posee permisos para modificación de todos los servicios, pero no tiene acceso desde remoto. El usuario tech le pasa lo contrario, tiene permisos casi totales pero no de forma local. Puedo modificar los permisos de Theliel como desee, pero no puedo realizar ninguna tarea sobre tech, labor que tan solo puede el usuario por omisión root:

{Theliel}=>mlp config addpriv name Administrator anyaccess anyservice

Con eso Theliel obtendrá permisos de acceso remoto, y tech no es en principio un problema, dado que Destiny no permite por defecto ningún tipo de acceso externo, tan solo cuando premeditadamente se permite dicho acceso. No obstante, ya que poseo la contraseña de acceso del usuario tech sería buena idea intentar el acceso como root con dicha contraseña. Y de nuevo éxito!! Y con acceso de root ahora sí puedo eliminar si así lo deseo el usuario tech de forma permanente:

{root}=>mlpuser config delete name tech

Con esto podría dar por concluido la diversión. Esto es algo que no se debería de hacer nunca, dado que podríamos producir un bloque completo del dispositivo y hacerlo irrecuperable por parte incluso de su dueño o el ISP. Primero cambiando la contraseña de root garantizaríamos que nadie pudiese acceder al router. Pero queda otra cuestión. El dueño de Destiny ante cualquier tipo de sospecha o incluso vita de un técnico o recomendación de un amigo o… le bastaría con pulsar el botón de reset en la parte de atrás del router para que todos los ajustes volviesen. ¿Que se puede hacer ante esta situación? Anular el reset. NOTA!! Anular el reset de un router (no todos se pueden) es una práctica poco aconsejable, y tan solo se debería de hacer en circunstancias muy concretas. En este caso sí es posible deshabilitar el reset:

{root}=>system config resetbutton=false
{root}=>saveall
{root}=>system reboot

Terminamos guardando todos los cambios y reiniciando Destiny, una vez reiniciado completamente bajo mi control. Si algo fallase al tener el botón de reset deshabilitado y sin ningún otro usuario autorizado para acceder, el router se quedaría completamente inservible, recuperable tan solo a través de un cable de consola o un JTAG para poder eliminar la nvram.

¿Que se gana? Bueno, esto es solo un resumen. Una vez concluí todo, incluyendo una instrucción para aumentar la potencia del adaptador WIFI, pasé de tener un 19% de señal a un 29%, haciendo posible disfrutar de una navegación completamente fluida y sin ningún tipo de corte, sin necesidad de tener e Chaos orientado a ninguna parte.  Por otro lado, podía estar seguro ya no solo del firewall de mi propio router, sino tb del de Destiny.

¿Moraleja?

Las personas siguen sin darse cuenta del peligro que entraña la seguridad y la privacidad. Ambas deben de ser un deber para cualquier usuario. Quien no pueda porque no lo sepa, existen profesionales para auditar la seguridad de una empresa o incluso de un usuario!! el peligro no es algo tan banal como robar un poco de conexión por dios, eso es lo de menos. El peligro es el acceso a toda la red del usuario, el poder usar técnicas de sniffing (me queda poco para terminar el siguiente artículo) o simplemente el molestar por molestar al que se tiene al lado. No implica que todos sepan o que cualquier persona puede jugar con tus infraestructuras, pero tampoco puedes dar por echo de que tu sistema es realmente seguro. Que hubiese pasado si en vez de la casa de un vecino es el negocio de una empresa? Que sucede si soy un cabrón y no solo no hablo con el dueño sino que uso su red de forma indiscriminada e incluso ilegal!! por ejemplo descargando pornografía infantil o cualquier otra historia. Una vez más… ¿soy un paranoico o tengo algo de razón en ello?

Un saludo.

PD: La crónica de la playa segunda parte no creo que sea escrita. Posiblemente conecte el modem 3G directamente a mi router ASUS-NT16 o realice un puente de red en el PC para enviar la conexión al viejo WRT54GL y usar este para WIFI u otros equipos. Aunque nunca se sabe… en cualquier momento tengo acceso a otra red y repetimos esta misma crónica pero con otro modem/router diferente.

ATENCION: Los ejemplos que se van a mostrar y “tutoriales” tan solo tienen carácter educativo. En ningún aspecto comparto filosofías de invasión a la intimidad, ataques contra un sistema informático o cuestiones similares. En la medida que sea posible siempre se usarán ejemplos y formas que puedan ser usados por cualquier persona, de forma que pueda verificar los contenidos escritos. No obstante, por motivos más que obvios, materiales como contraseñas, nombres de usuarios o de hosts, serán omitidos o modificado en las capturas de pantallas realizadas (o las lineas escritas). Es decir, los ejemplos serán completamente reales, los datos mostrados a vosotros necesarios para poder pertrechar estos ejemplos no siempre lo serán (Sí lo serán los resultados). Para que esto conste de forma clara, todo material sensible modificado o falso estará resaltado en ROJO. Por motivos de seguridad, todo el material que sea expuesto aquí (exceptuando software propietario o libre, citaciones expresas o código de terceros) tanto texto, imágenes y código son propiedad del autor y está completamente prohibido su reproducción completa o parcial en otros lugares, espero que se comprenda.

Modelo OSI y TCP/IP

Antes de poder hablar de términos como IP, DNS, ARP, tramas, paquetes… es indispensable tener un conocimiento mínimo de como se constituye internet y de como funciona. Esa es la idea que nos trae hoy aquí. Estrictamente no es necesario conocer y comprender este tipo de términos a la perfección ni mucho menos, pero su conocimiento ayuda enormemente en cualquier tarea que tenga de forma directa o indirecta relación con una Red, como pueda serlo Internet. No obstante a la hora de tratar con prácticas como el Spoofing y el Sniffing (esta última especialmente) estos conocimientos sí pasan a ser imprescindibles.

Por ello vamos a centrar esta primera parte a comprender más o menos como se estructura Internet a un nivel, más que nada, teórico:

• Modelo OSI y concepto de encapsulación
• Capas/Niveles del modelo OSI
• Modelo TCP/IP e Internet

Modelo OSI y concepto de encapsulación

En los setenta comenzaron a forjarse lo que serían las primeras redes entre diferentes sistemas. Pero como todo en esta vida, cada fabricante tenía su idea y para cada uno de ellos su idea era la mejor en comparación con el resto. La tecnología tiene que lidiar siempre con un problema siempre recurrente: La compatibilidad. Si una red se establece para poder interconectar entre sí una serie de diferentes dispositivos y/o sistemas, el problema era evidente… ninguna red era capaz de “hablar” con la red vecina, y solo mediante costosos equipos, recursos y otros hacían posible la operatividad entre ellos. Es así que fue necesario un acuerdo para establecer un modelo único por el cual regirse todos los fabricantes, de este modo sería mucho más simple crear interoperatividad entre sistemas diferentes. Así nació el modelo OSI.

La definición formal puede resultar un tanto confusa. OSI son las siglas Modelo de Interconexión de sistemas abiertos (Open System Interconnection), o incluso una definición más exacta podría darse como un modelo M.A.R.I.S.A. -> Modelo de Arquitectura de Referencia para la Interconexión de Sistemas Abiertos. Dicho de otro modo, de una forma más simple, podemos decir que el modelo OSI no es más que un modelo de referencia en el que se asientan ciertas ideas y sistemas para crear la conexión de múltiples sistemas entre ellos. Con este modelo de base, se comenzaron a crear protocolos y más protocolos… todo ello es lo que hace posible en última instancia lo que es Internet a día de hoy.

El modelo OSI se crea desde el inicio con la idea de una jerarquización y especialización clara de cada elemento que lo constituye. Es decir… cada elemento que va a jugar en OSI se intenta que sea aislado al resto, con una función bien definida. De este modo nacen los 7 niveles o capas (layers) en las que está constituida OSI. Cada capa layer en OSI está fuertemente especializada, tan solo se encargan de  recibir un dado de un layer adyacente, tratar el dato y enviar el dato al otro layer adyacente (si el layer es el último evidentemente no lo envía a ningun otro layer, al igual que si es el primero no lo recibe de otro).

Es importante recalcar el uso y función de cada una de estas capas, puesto que el conjunto de todos los protocolos que manejamos actúan de forma mayoritaria sobre una sola capa concreta del modelo OSI (algunos protocolos actúan en más de una capa, como pueda serlo por ejemplo Ethernet):

Esta imagen muestra perfectamente el modelo OSI y sus 7 capas o niveles. Pero antes de explicar la función de cada una hay que comprender como funciona.

Hemos dicho que la idea es que cada nivel sea especializado y en la medida de lo posible completamente independiente de los niveles superiores o inferiores. Esto se logra con el concepto de “Encapsulamiento”. Cada nivel no comprenderá ni tocará los datos que procedan de un nivel superior o inferior, lo tratará todo ello como una simple caja negra en la que no importa el contenido. Es por ello que cada unidad de información en cada nivel del modelo OSI posee un nombre distintivo. Existe no obstante un nombre genérico para todos ellos, PDU (Protocol Data Unit , o Unidad de datos del protocolo). Este término suele acompañarse con la letra al nivel que corresponde o el numero del nivel. Por ejemplo, la unidad de datos del novel 5 sería un 5PDU o SPDU. A partir del nivel 4 no obstante, cada nivel tiene un nombre también conocido diferente a PDU, aunque es igual de correcto usarlo. No obstante en informática está muy mal visto mezclar estos términos. Así, si nos encontramos en el nivel físico tan solo podemos hablar de bits. Frames si nos encontramos a nivel 2, paquete si estamos en nivel 3 o mensaje si estamos en nivel 4.

Para explicar el encapsulamiento, es necesario conocer esas PDU, puesto que explica perfectamente como funciona el modelo OSI y como un nivel envía información a otro:

El proceso de ascensión por los niveles es sencillo, el descenso de un dato sería exactamente igual pero en sentido contrario. Imaginemos que el nivel n+1 va a recibir un dato desde el nivel n. El nivel n realiza la función que tenga que realizar y cuando termina llama al nivel superior por medio del SAP (Punto de acceso al servicio) para enviar la información. Esa unidad de información se llama en dicho momento SDU del nivel n. Existen primitivas que realizan estas “llamadas” entre niveles, pero no compliquemos más el proceso. El caso es que ese nSDU justo antes de enviarse al nivel superior, es concatenado con un pequeño trocito de información adicional, llamado ICI (Interface Control Information, Información de Control de Interface) que es necesario para el paso de nivel. El nuevo bloque de información (ICI+SDU) pasa a llamarse IDU. En cuanto el IDU (Interface Data Unit, Unidad de datos de la Interface) cruza el nivel, el nICI es eliminado y el nSDU pasa a llamarse PDU del nivel n+1. Si fuese el nivel 3, se llamaría frame como ya hemos dicho. Un PDU es una unidad compuesta a su vez de una “cabecera” llamada PCI y el SDU. Este SDU por tanto contiene en realidad el PCI y el SDU del nivel n+2. La ÚNICA información por lo tanto que maneja el nivel n+1 será la PCI n+1. El SDU n+1 será enviado tal cual al nivel superior tal y como sucedió en el nivel n.

Dicho de otro modo, cada nivel tan solo se encarga de leer y eliminar, o añadir, la PCI de su nivel, dado que ICI es tan solo un trozo temporal de información que al final queda desechado. Es por ello que se llama al procedimiento encapsulamiento.

Visto de forma aun más resumida, imaginar que un navegador envía un dato a la red. El nivel de aplicación tomaría los datos enviados (7SDU) y le añadiría un PCI con información como el protocolo usado (HTTP), la longitud de los datos que se está enviando… El nivel de aplicación JAMÁS modificará por tanto el SDU entrante, ni siquiera mirará que datos son, simplemente recibirá el SDU y le añadirá en la PCI la información que tenga que añadirle. Despues de añadirle la PCI, la unidad pasará a llamarse 7PDU y será enviada por el SAP al nivel de presentación. Desde el punto de vista del nivel de presentación el proceso es exactamente igual al nivel de aplicación. El tan solo ve que recibe un SDU (que en este caso no sería más que la PCI+SDU del nivel de aplicación). Construye la 6PCI en el que especifica por ejemplo que los datos han sido cifrado por un algoritmo concreto o incluso encripta los datos (OJO!! si existe una encriptación o compresión de datos es evidente que el SDU es modificado) y la concatena con el 7SDU para formar el 6PDU, el cual es enviado al nivel inferior. El proceso continua hasta que al final en el nivel 1 todo es convertido en una mera secuencia de señales eléctricas enviadas por el cable de red. Cuando el otro extremo recibe la información, en realidad lo que está recibiendo sería algo como esto:

Aunque no se ha hablado anteriormente, un nivel puede no solo añadir una cabecera (PCI), sino que en algunas ocasiones y/o niveles encontramos que se añade al final del SDU una cola. Es el caso por ejemplo del nivel de enlace de datos. La capa física no obstante carece de PCI, ella es una mera intermediaria entre el medio y los datos lógicos.

Por último hay que añadir que aunque las dos imágenes anteriores son ciertas, existen mecanismos que no se han explicado, y que pueden ser usados en diferentes niveles si así se requiere por el protocolo. Es el caso de la segmentación/reensamblaje y la concatenación/separación:

En el caso de la segmentación, de un mismo SDU se forman diferentes PDU dentro del mismo nivel. Una vez que los diferentes PDU han sido creados se envía uno tras otro como si se tratase de PDUs diferentes de diferentes SDU. En el proceso inverso, el nivel n recibirá los diferentes PDU y los reemsamblará todos ellos en un solo SDU, que será el que se envíe al nivel superior.

La concatenación es diferente. En la concatenación se parte de diferentes SDU que producen diferentes PDUs. Esos PDUs se concatenan uno tras otro, y al finalizar es enviado todo el bloque, que corresponderá al SDU del siguiente nivel.

Capas/Niveles del modelo OSI

Capa 1, Capa Física

Esta capa es la encargada de enviar o recibir el flujo de bits final por el cable (o por el aire en el caso de conexiones wireless).  Es decir, en este nivel no importa en absoluto el contenido de esos bits de información, no importa si son correctos o son erróneos, si existe manipulación de bits o no existe manipulación de bits. Aquí no importa el destino de los datos o el origen de ellos, simplemente se codifica el flujo de bits de la forma necesaria para poder ser enviados por el medio que se esté usando (O al contrario, decodificar las señales recibidas del medio y convertirlas en bits de datos). Si es una red Ethernet por el cable Categoría 5e+, si es un Modem ADSL por el cable de teléfono de dos hilos de toda la vida, si es por WIFI por el aire. Dicho de otro modo, se transforman los bits en señales eléctricas (o viceversa) que serán las que transporten la información por el medio subyacente.

El nivel físico es posiblemente el más sencillo de comprender en función, aunque no por ello no deja de tener una complejidad importante. Aquí podríamos decir que las especificaciones eléctricas/electrónicas/magnéticas de los dispositivos de red son imprescindibles, normativas, temperaturas de operación, ruido del medio, especificaciones y/o estándares… y tampoco significa que no existan protocolos a este nivel, todo lo contrario, la mayoría de los lectores conocerá muchos de estos protocolos que operan exclusivamente a este nivel: Ethernet (IEEE 802.3), WIFI (802.11 b/g/n/a), xDSL, ISDN, GSM… en definitiva los protocolos de punto inicial/final por así decirlo que hacen posible las comunicaciones. Por ejemplo, un Modem ADSL actua en la capa física, Modulando o DEModulando las señales que tendrá que enviar o recibir por el cable de teléfono, y tendrá que hacerlo según el protocolo ADSL.

Capa 2, Capa de Enlace de datos

Es una de las capas del nivel OSI que mayor trabajo soporta y con no pocas tareas a llevar a cabo. Dicho de un modo simplista se encarga de la transmisión de los datos al medio adyacente (o a la capa física o a la capa de red) de una forma fiable y eficiente. Tomará un paquete (nombre de la unidad de información del nivel de red) del nivel de red y lo convertirá en un frame o trama (unidad de dato del nivel de enlace de datos) que será convertido en un flujo de bits y señales eléctricas que serán enviadas gracias al nivel físico. Si el dato es ascendente, tomará el flujo de bits procedentes del nivel físico y lo transformará en una nueva trama que será enviada al nivel superior, al nivel de red.

Esta capa se divide a su vez en dos subcapas, llamadas LLC (Logical Link Control o Control de Enlace Lógico) y MAC (Media Access Control, o Control de Acceso al Medio). Según la subcapa las funciones son diversas. Por ejemplo, en la subcapa LLC se realizan tareas como de corrección/detección de errores (según protocolos, por ejemplo en Ethernet no se realiza detección de errores en este nivel, pero si en WIFI) o el control de flujo.

LLC:

-Detección/corrección de errores: Se encarga precisamente de eso, asegurarse que los datos que se van a trasmitir al medio están libre de errores, o que los datos recibidos desde el medio se encuentran libres de ello. Alguna de estas técnicas se ha hablado en el capítulo de encriptación y autentificación cuando se habló de checksums y CRC.

-Control de Flujo: Es necesario la implementación de sistemas que garanticen que las tramas sean enviadas en el orden correcto o al menos conocer que trama es la primera y cual es la segunda en caso de que sean recibidas en otro orden (lo cual es bastante normal). Por otro lado es necesario la creación de frames especiales que indiquen el éxito o fracaso de la recepción de un frame de datos, como pueden ser los frames o paquetes ACK, y gracias a estos ACK y otras técnicas es posible conocer no solo el orden de los frames, sino si es necesario reenviar alguno que se ha perdido o transmitido con errores o cuestiones similares.

-Multiplexación de protocolos: Digamos que es posible multiplexar (“unir”) en una misma trama diferentes protocolos, es decir que en una misma trama exista dos o mas tipos de informaciones diferentes, de modo que cuando se realiza el proceso inverso se obtienen dos tramas diferentes con funciones completamente diferentes. Pensar en ISP que emiten simultaneamente a sus suscriptores televisión y conexión a Internet, de forma simultanea. Esto es posible exactamente por este procedimiento, las tramas de televisión se multiplexan con las tramas destinadas al tráfico de internet, y el Modem/router del cliente identificará que información tiene que destinar para la televisión de pago y cual de la información pertenece a Internet (no televisión).

MAC:

-Control de Acceso al medio: Como su propio nombre indica. El nivel de enlace de datos necesita conocer como tiene que acceder al medio para poder enviar los datos. La capa física tan solo coloca los datos en el canal y no se preocupa absolutamente de nada, es el nivel de enlace de datos quien tiene que supervisar cuestiones como que el medio se encuentre disponible en dicho momento. ¿Por qué es esto necesario? Imaginar que sucedería si se pretende enviar un frame via WIFI al router si en dicho momento exactamente el router está recibiendo un frame de otro equipo. En tal caso se produciría una colisión. Por ello es necesario sistemas de control que supervisen esto. Los dos modelos más comunes que podemos encontrar es por ejemplo el estandar CSMA/CD que es el empleado en redes Ethernet o el estandar CSMA/CA usado en WIFI, las redes Token Ring y Token BUS están perdiendo fuelle en estos últimos años. Hay que tener en cuenta que la eficacia de estos sistemas no depende si uno es más sofisticado que otro o cual es mejor, sino cual es más idóneo para cada medio. Por ejemplo, en caso de Ethernet y CSMA/CD el procedimiento de control es muy simple

a) CSMA/CD: Se comprueba que nadie esté transmitiendo en dicho momento. Si el medio no está libre se vuelve a intentar. En cuanto el medio esté libre se envía el primer bit y el protocolo permite conocer si ha existido o no colisión. Si ha existido se intenta enviar de nuevo el bit. Si no ha existido colisión se procede a enviar el segundo bit. Así hasta completar el envío de toda la trama

b) CSMA/CA: Se envía al medio una trama especial (RTS) preguntando si el medio está libre. Cuando el medio lo esté, recibirá una trama especial CTS, momento en el que se enviará la trama. Una vez enviada la trama y recibido un ACK de trama recibida, se procederá a la espera de un tiempo aleatorio. Tras el cual se procederá al envío de la segunda trama y así sucesivamente.

-Sincronización de Frames: Si el control de flujo es necesario para la fiabilidad de los datos, igualmente es necesario un mecanismo que sea capaz de separar o crear las tramas como tales. Es decir, de un flujo de bits que procede del nivel físico saber donde comienza y donde termina una trama y localizar donde comienza y termina la siguiente. Del mismo modo se tiene que encargar de “marcar” la trama que se va a enviar para que el destino pueda del mismo modo conocer cual es el inicio y fin de las tramas.

-Direccionamiento MAC: la gran mayoría conoce lo que es una dirección IP, pero si acudimos al modelo OSI, IP es un protocolo de nivel de red. En realidad existe un direccionamiento a más bajo nivel basado en en un direccionamiento físico. Se denomina físico porque la trama como tal no se envía en realidad a una IP, sino a una interfaz física. Cada interfaz física por tanto posee una dirección física única en el mundo, y así sucede. Es lo que llamamos comúnmente como dirección MAC, que no es más que un identificador grabado en fábrica que se le asigna a cada dispositivo de red. Recordemos que cada nivel no comprende, ni tiene que hacerlo, que sucede por encima o por debajo de su nivel. De este modo el nivel de enlace de datos especificará (o leerá) en la trama el origen y destino de la trama a nivel físico. De este modo, el nodo de red que reciba la trama sabrá a quien tiene que destinarla, o si tiene simplemente que desecharla porque dicha trama no tiene nada que ver con él.

Este ID que denominamos como dirección MAC es un ID que administra la organización IEEE y que es necesario comprar si se desea crear con fines comerciales un dispositivo de red. Este ID está constituido por una cadena de 6 bytes hexadecimales, generalmente expresado como 00:11:22:33:44:55 o como AA-12-BB-34-CC-56. Cada adaptador físico posee su dirección MAC única, lo cual no quiere decir que esta pueda ser alterada por software de algún modo.

-QoS: En este nivel y subnivel se lleva a cabo una labor también importante, como es QoS (Quality Of Service o Calidad de Servicio). QoS son sistemas de priorización de tráfico. Dado que el ancho de banda queramos o no es limitado (no es infinito) es necesario en algún momento priorizar un tráfico frente a otro. De lo contrario se producirían errores de transmisión intolerables en cuestiones que requieran aplicaciones sensibles al tiempo. Por ejemplo solo hay que pensar en un software de monitorización de un paciente, en la que las órdenes se realizaran y recibiesen por red. En una aplicación similar no podríamos permitirnos el lujo de la existencia de retrasos en las señales debido a una sobrecarga en nuestra red. No podríamos permitir que (dado que el ancho de banda no es infinito) por leer el correo en nuestra red, descargar archivos o cualquier otra labor, pudiese relentizar dicha monitorización. Es necesario por tanto priorizaciones de tráfico. Así por ejemplo podríamos disponer de tráfico pesado pero que poco importa su retraso o completamente el caso concreto, tráfico muy ligero pero con un retraso mínimo. O tráfico normal pero para el que se requiere una sincronización y estabilidad absoluta.

-Otros: Existen otras funciones quizás menos conocidas o usadas de forma popular, como VLAN o la commutación de paquetes.

como protocolos que podemos indicar en el nivel de enlace de red tenemos desde Ethernet, ARP (que se verá exhaustivamente), Frame Relay, PPTP/L2TP…

Capa 3, Capa de Red

Quizás la capa más conocida de forma popular dado la importancia manifiesta del protocolo IP. Este nivel tiene 2 funciones principales:

-Encaminamiento: A fin de ser posible la comunicación entre dos dispositivos en la ubicación que sea, es necesario un sistema que sea capaz de destinar un paquete desde un origen a un destino por una ruta que sea la óptima según el momento o situación. Esta ruta puede variar por razones de latencia o simplemente congestión.

-Control de congestión: Dado que es importante conocer aquellas rutas que no son eficaces, es necesario disponer de mecanismos que puedan identificar dichos nodos y poder así establecer rutas diferentes

Hay que tener en cuenta que IP no es más que un protocolo más de este nivel, existen otros muchos protocolos que no requieren de una IP para poder ser usados, como por ejemplo IPX o ICMP. No obstante las redes que tenemos constituidas a día de hoy, la infinita mayoría, corresponde al modelo TCP/IP, en el que el protocolo IP está presente prácticamente en todo momento. Pero IP será tratado en otro momento de forma más exhaustiva.

Como hemos dicho existen otros protocolos de nivel de Red como pueda serlo IP, ICMP, IGMP, IPX…

Capa 4, Capa de Transporte

Los niveles 1 2 y 3 están orientados a mantener una comunicación directa tan solo entre sí mismos y el nodo de red adyacente. A partir del nivel 4 la comunicación pasa a ser entre host y host. Toda la información que se trata en los niveles 1 2 y 3 es tan solo de interés para los nodos de red, e incluso estos mismos son los que la modifican según necesiten para poder ir encaminando, detectando y enviado el mensaje al destino final. la comunicación que mantienen los 3 primeros niveles por tanto se limita entre nodos adyacentes.

En el nivel 4 esto cambia. La unidad de información pasa a llamarse mensaje, y aquí ya no importa el destino o el origen del mensaje dado que de eso se encargarán otros niveles. El nivel 4 se preocupa tan solo en garantizar el correcto transporte y entrega de los datos al host destino, no al nodo de red siguiente, que eso es función del nivel de enlace de datos. Hay que tener en cuenta que a lo mejor el mensaje tiene que cruzar medio mundo, 20 routers para poder llegar al destino final. Eso es lo que no le importa a la capa de transporte, el no ve el destino como un punto del mapa del mundo, sino como un dispositivo que está a su lado y con el que quiere comenzar una comunicación. Es por ello que muchas de las funciones que realiza el nivel de red pueden ser encontradas en las funciones que realiza el nivel de enlace de datos. ¿Pero entonces no es algo redundante? ¿No sería suficiente con permitir un control similar en el nivel de enlace de datos? No. El nivel de enlace de datos tan solo garantiza un medio libre de errores y correcto entre nodos, no más allá. El nivel de transporte no garantiza un medio libre entre dos nodos, sino que su información es recibida de forma correcta en el destino. Sin este tipo de control en la capa de transporte, se podría enviar un mensaje por el mismo equipo de forma correcta, pero podría darse el caso que en el salto número 10 por el router 10 por el que transita el mensaje el mensaje se perdiese por una desconexión del mismo o por una congestión intensa. De cara al host origen, del nivel de enlace de datos, la trama fue correctamente recibida por el router 1, luego para él no existiría problema alguno. En cambio, el nivel de transporte se mantendría esperando para la recepción de los datos y jamás sabría que el mensaje se perdió en algún punto de la red.

Es por ello que las funciones que puede desempeñar la capa de transporte (Dependiendo siempre del protocolo usado) son muchas de ellas similares a las que encontramos en enlace de datos, aunque esta vez siempre entre hosts:

-Control de Flujo y Corrección/Detección de Errores: Tal y como fue explicado en el nivel 2

-Acceso múltiple: Comúnmente conocemos esto como “puertos”. Todos los niveles del modelo OSI tienen una primitiva (un elemento) llamado “Service Access Point” (SAP, punto de acceso al servicio) por el cual se accede al nivel superior/inferior. En el caso del nivel de transporte este SAP es lo que denominamos de forma coloquial “Puerto”. La funcionalidad de estos puertos no es otra que la de poder establecer conexiones múltiples de forma simultanea sin que unas infieran en otras. Es decir, se requieren diferentes accesos diferentes a este nivel. Se puede pensar que que este mecanismo podría ser necesario igualmente en otros niveles, pero no es así. Recordemos que por debajo del nivel de transporte está el nivel de red y a él le da exactamente igual el dato que esté recibiendo, el trata todos los mensajes que recibe del mismo modo, le da igual orden, prioridad, si tiene o no tiene errores… en cambio, para el nivel de red si es muy importante conocer que mensaje está destinado a cada puerto, dado que cada puerto será una comunicación que se está realizando de forma simultanea, tiene que conocer que mensaje es cada cual y a quien está destinado.

Podemos decir igualmente que existen dos tipos de protocolos en la capa de transporte, aquellos orientados a la conexión y aquellos no orientados a la conexión. Podemos decir que en el primer caso, la idea es que antes de transmitir los datos es necesario el establecimiento de una conexión antes de transmitir los datos y la finalización de esta al acabar. Por el contrario en aquellos no orientados a la conexión esto no es necesario, y cada mensaje es enviado sin necesidad de crear conexiones. Generalmente se usan protocolos de transporte orientados a conexión como TCP cuando los datos a transmitir requieren de cierta fiabilidad y control sobre ellos, mientras que lo común es usar protocolos no orientados a la conexión cuando lo que se requiere es simplemente el envío de datos sin importar siquiera si hay errores en la transmisión. Es el caso de UDP. Pensar por ejemplo en aplicaciones que es necesario controlar perfectamente la información, como por ejemplo a la hora de querer ver una página web, no queremos que la página se muestre mal. Por el contrario, podemos pensar en un juego online en el que se está transmitiendo de forma continuada y masiva las coordenadas de la posición de nuestro personaje al servidor. No sucedería realmente nada si algunos datos se pierden por el camino, dado que no son datos que podríamos entender como críticos. Otras muchas veces es preferible usar este tipo de protocolos y dejar que la aplicación en sí la que por otros mecanismos software verifique la fiabilidad de dichos datos.

De todos modos TCP/UDP será también extendido de forma amplia, y esto servirá más que nada como una “mera” introducción.

Capa 5, Capa de Sesión

La función de la capa de sesión no es otra que la de abrir, configurar, mantener y cerrar una sesión entre dos aplicaciones, generalmente en un esquema de aplicaciones cliente-servidor. En realidad ha sido un nivel poco usado, dado que la mayoría de las funciones de las que puede encargarse suelen ser aplicadas en la misma Capa 7, en nivel de aplicación. No obstante tenemos algunos protocolos tipo que nos muestran perfectamente de lo que hablamos, como el protocolo SSH (bastante usado) o SCP. Otro ejemplo común de ello es el protocolo de Microsoft NetBios para la resolución de nombres en redes Windows.

Capa 6, Capa de presentación

La función de la penúltima capa es preparar los datos para la capa final (en caso de una conexión entrante) y prepararlos para que sean enviados. Es por ello que esta capa se encarga fundamentalmente de tres funciones:

-Conversión de datos: Las redes pueden estar compuestas por diferentes sistemas que tratan los datos de manera diferente. Por ejemplo diferente codificaciones de caracteres. La capa de presentación es necesaria por tanto si se quiere que diferentes sistemas que usan codificaciones diferentes puedan hablar entre ellos.

-Compresión: Poco es necesario añadir. En el nivel de presentación puede ser necesario una compresión o descompresión de estos. Esto no quiere decir que cualquier compresión de datos en una red se sitúe en este nivel, aunque este nivel se debería de encargar de ello

-Cifrado: Los datos pueden necesitar un cifrado de datos o descifrado a este nivel. Aunque protocolos como SSL/TLS puedan ser usados a nivel de transporte, puedes ser usado igualmente en nivel de presentación, siendo posiblemente una solución más segura.

Protocolos que funcionen en este nivel? TLS o SSL para comenzar, aunque podemos citar también por su gran implementación “MIME”, protocolo usado ampliamente en la codificación de correos electrónicos.

Capa 7, capa de aplicación

Por último, el nivel de aplicación. Si el nivel físico hace de nexo entre los datos lógicos y meras señales eléctricas, el nivel de aplicación hace de nexo entre la aplicación y por tanto el usuario y la red. Es el nivel más cercano al usuario e interactua directamente con él. Posiblemente aquí encontremos la mayoría de los protocolos más conocidos, quizás excluyendo TCP o IP: HTTP, SMTP, POP, IMAP, DNS, FTP, DHCP… así un navegador web es el que interactua con el usuario para poder visionar una web, y el protocolo más cercano al usuario es por tanto HTTP y DNS. Si usamos un gestor de correo es SMTP, IMAP y POP los protocolos que hacemos uso para poder leer nuestro correo… estos protocolos interactuan directamente con nosotros, y serán las diferentes capas las que se irán transformando los datos hasta acabar convirtiéndolos en una mera sucesión de señales eléctricas que contienen toda la información necesaria para alcanzar el destino.

Modelo TCP/IP e Internet

A medida que ascendemos por los niveles del modelo OSI, comprobamos ciertos aspectos que pueden o podrían ser implementados en otros niveles, o agrupar varios de ellos por el poco uso que puede darse. Hay que tener en cuenta que el modelo OSI es tan solo un modelo de referencia, y por supuesto no se pensó en modo alguno en la existencia de Internet, y menos aun de lo que es Internet a día de hoy. Es por ello que del mismo modo que nació el modelo OSI, apareció el modelo TCP/IP, por supuesto basado íntegramente en el modelo OSI. Es más… el modelo TCP/IP que es el que es usado hoy en día es prácticamente el modelo OSI solo que simplificado y algunos pequeños cambios.

El modelo TCP/IP es el siguiente:

Como se aprecia, básicamente el modelo TCP/IP condensa los niveles de aplicación, presentación y sesión en tan solo un Nivel Aplicación. Por otro lado condensa los niveles Físicos y enlace de datos en un nivel de Enlace de datos (o acceso a la red). De este modo, el modelo TCP/IP pasa a tener tan solo 4 niveles diferentes, niveles que funcionan exactamente igual que en el modelo OSI, salvo los niveles de enlace de datos y aplicación que se encargarían también del peso restante.

Aunque el modelo TCP/IP se puede ver como una simplificación al modelo OSI, no podemos en ningún momento afirmar que el modelo TCP/IP sea siquiera compatible con OSI. Es cierto que las funciones de los diferentes niveles es el mismo con la diferencia de que algunos de ellos están condensados, pero existen muchas otras diferencias a menor escala que hace que cada día que pasa el modelo TCP/IP sea más diferente a OSI. Esto tiene también una explicación.

El modelo OSI es un modelo muy antiguo en lo que toca al ritmo galopante de nuestros días en cuestión de tecnología. Se crean o destruyen protocolos así hagan falta, e incluso muchos de ellos es complicado ubicarlos en un nivel concreto, tanto en OSI como en TCP/IP. Mientras que OSI es un modelo de referencia, TCP/IP es un modelo que podríamos llamar “en producción”, sujeto a modificaciones en el tiempo según las necesidades. Es cierto que la inmensa mayoría de estas necesidades se satisfacen con protocolos y/o técnicas diferentes, pero no tiene por qué limitarse a esto. Podemos ver OSI por tanto como un modelo rígido y TCP/IP como un modelo derivado de OSI que ha continuado por si mismo, aunque como hemos dicho, una vez más, es muy muy similar en forma y contenido a OSI.

Es evidente que el modelo TCP/IP tiene como características casi indiscutibles la necesidad del protocolo de red IP o el protocolo de transporte TCP. Pero dentro del modelo TCP/IP existe un conjunto bastante grande de protocolos, lo que se conoce como la pila (o stack) de protocolos TCP/IP. Muchos de ellos nos son más que conocidos: IP, ARP, DNS, TCP, UDP, ICMP, IGMP, IPsec,L2PT, PPTP… aunque es posible hacer funcionar una red TCP/IP con un conjunto limitado de esta pila de protocolos. Así, el modelo TCP/IP no solo es una arquitectura propia que explica como se pueden relacionar los diferentes protocolos entre sí, sino que especifica los diferentes protocolos que harán uso de dicho modelo.

Su importancia es evidente: Internet y redes LAN. Podríamos decir que Internet ha sido el gran logro, pero no hay nunca que olvidar las redes locales. Es cierto que Internet está constituida por el modelo TCP/IP, pero las redes LAN no tienen por qué estarlo. Por ejemplo aun se encuentran redes en IPX, lo que hace necesario elementos para la correcta interoperatividad entre diferentes modelos.

Para terminar este capítulo, hay que hablar de Internet. Modelo OSI, modelo TCP/IP, protocolos… toda esa teoría, conceptos y herramientas ha servido a día de hoy para poder constituir la red de datos más grande que se ha conocido (si excluimos el cerebro humano como red neuronal). Actualmente Internet se puede concebir como una red con vida propia. El éxito de Internet y su gran importancia desde el punto de vista de este escritor es que es la primera “construcción” humana de la cual TODOS formamos parte (al menos si así lo deseamos). Ese es el principal peligro que siempre acosará Internet y que esperemos que por siempre Internet pueda sortear la política o los intereses económicos.

¿Que es Internet? ¿Quien es el dueño? ¿Que es de los ISP?

Internet es una red abierta, libre, gratuita. Pero para poder mantenerla, expandirla y hacer un buen uso de ella, actualmente existen dos organizaciones sin animo de lucro que se encargan de ello. Podríamos verlos como “sus dueños”, aunque esta afirmación es completamente errónea.

La primera organización nacida relativamente ayer, en el 1998, es la encargada de la asignación de direcciones IP y de nombres de dominio, es la ICANN (Internet Corporation of Assigned Names and Numbers), de la cual pende una rama de ella conocida como IANA, la cual se encarga de parte de esta labor, aunque su papel era el de ser la misma ICANN antes de que esta fuese constituida como tal. Actualmente IANA se encarga principalmente de la coordinación del direccionamiento IP, los servidores DNS raíces o de cuestiones como los puertos TCP/UDP. Por el otro lado tendríamos a la IETF, que sería la organización que crea, elimina o modifica los protocolos del nucleo de TCP/IP, como pueda serlo el mismo protocolo IP, TCP, UDCP… si bien es cierto que muchos protocolos de Internet son mantenidos por otras entitades, la IETF tan solo se encarga de aquellos protocolos esenciales. Por ejemplo el cada día más próximo IPv6. Pese a la polémica siempre suscitada de si la ICANN debería de ser una organización americana o no, personalmente por ahora siempre han realizado una labor impecable.

Como vemos, Internet por tanto es la red que se forma con los mismos cientos de miles, millones de dispositivos conectados entre sí de una u otra forma, ya sean redes privadas o redes públicas. Así, cuando conectamos nuestro equipo a Internet, estamos formando parte en dicho momento de Internet. Quizás sea más fácil pensar en Internet como un cable interminable al cual el que quiera puede cuando quiera acercar el brazo y unirse, haciendo que al cable le crezca otro brazo más. Y aunque parezca lo contrario, es una red libre, nosotros no pagamos por el acceso sus infraestructuras… ¿o si? Para poder tener acceso a la red de redes necesitamos un ISP, un proveedor de servicios que nos alquila sus infraestructuras para poder conectarnos a ella. Podemos pensar que en u principio Internet no era más que un cable que conectaba dos universidades, una en Estados unidos y otra en ginebra. Podemos pensar que en algún momento se lanzó otro cable a otro pais en estados unidos, formando la primera pequeña rad de ordenadores interconectados y separados por cientos o miles de kilómetros. A esta imagen tan solo hay que añadirle ramas y más ramas y más ramas… universidades interconectadas entre ellas, infraestructuras y cableado que surcan los océanos… del mismo modo los ISP crean o mantienen sus propias redes, se conectan a los enlaces principales de internet, y así poco a poco se forma la mayor red de las redes:

Gracias al direccionamiento IP y a la eficiencia de los servidores de nombres de dominios, podemos acceder virtualmente a cualquier servidor público del planeta con tan solo conocer o su IP o su nombre de dominio de tenerlo. De ahí la importancia de la ICANN. No obstante, la ICANN delega en organizaciones regionales la gestión de las direcciones IP. Dicho de otro modo, mientras que la ICANN es la organización padre, las organizaciones regionales RIR (Regional Internet Registries) serían sus hijas. Existen 5 entidades registradoras de Internet, cada una de ellas se ocupa de una región diferente del planeta, de modo que ninguna se solapa. Es decir, cada una de estas RIR serían la máxima autoridad registradora IP, tan solo estando por encima de ellas la ICANN e IANA

• RIPE NNC -> Se encarga de toda Europa y prácticamente toda Asia, excluyendo el Sur de esta.
• AfriNIC -> Se encarga del continente Africano en su totalidad
• APNIC -> Todo el Sur de Asia más toda Australia
• ARIN -> América del Norte
• LACNIC -> América Central y Sur América

Del mismo modo que se gestiona todo el direccionamiento IP, es gestionado todos lso nombres de dominio. Esto es necesario para el correcto funcionamiento de la Red, es fundamental. Esta función recae igualmente y en última instancia en la ICANN, aunque esta permite a empresas tanto públicas como privadas actuar como agentes registradores, por supuesto con todos los permisos pertinentes y todas las restricciones de cada caso. Así, la ICANN es la encargada de la gestión y control de los dominios de primer nivel, conocidos como Top-Level Domain o simplemente TLD

¿Pero que es un nombre de dominio? Un nombre de dominio no es más que un identificador asignado a un usuario (ya sea físico, empresa…) que generalmente se enlaza a una IP, de modo que su ubicación en Internet queda completamente definida por dicho identificador. El sistema de nombre de dominios es jerárquico, y debe de ser leído siempre de derecha a izquierda, donde cada punto separará los diferentes niveles del dominio.

Dicho esto, los dominios de primer nivel por tanto son aquellos identificadores que se encuentran a la derecha del todo, antes de encontrar el primer punto de separación. No obstante, los dominios de primer nivel no son infinitos como cabría esperar, existen dos grupos bien definidos de los dominios de primer nivel:

• ccTLD (Country Code TLD): Podríamos traducirlo algo así como TLD regionales o traducirlo literalmente como TLDs por código de País (o algunas regiones), los cuales son los únicos dominios de primer nivel que poseen tan solo dos letras. La ICANN concede a cada País por tanto un dominio de primer nivel, correspondiente este a dos letras, que coinciden con un estandar ISO (exceptuando alguna que otra excepción por motivos históricos). Así por ejemplo, el dominio de primer nivel reservado para España es “.es” o para francia “.fr”. No obstante, cada País tiene el derecho de explotación de su dominio de primer nivel, dándose el caso de que algunos países lo vendieron a empresas por dinero.
• gTLD (Generic TLD): TLDs genéricos. Todos ellos poseen tres o más caracteres, aunque la mayoría son de 3 y 4. Aquí de nuevo hay que hacer distinción entre 3 subgrupos:

  -Generales: Aquellos que dependen exclusivamente de la ICANN y regidos por sus respectivas normas de registro: .com .net .org .pro .bif .info .name
  -Patrocinados: dominios propuestos a la ICANN por agencias u organizaciones privadas por diferentes motivos, desde culturales, estatales… y algunos de ellos bien “pagados” a la ICANN: .aero .asia .cat .coop .edu .gov .int .jobs .mil .mobi .museum .tel .travel.
  -Infraestructura y Reservados: Son dominios de primer nivel que no se usan. Algunos se usan para pruebas, otros se mantienen por razones históricas: .example .invalid .localhost .test .arpa

Según lo explicado, para una persona física sería imposible registrar un dominio de primer nivel, dado que los administra tan solo la ICANN y hay los que hay. Cuando registramos dominios realmente lo que hacemos es en el mejor de los casos registrar dominios de segundo nivel, aunque muchas veces se confunde y se les llama de primer nivel. Así por ejemplo, el dominio Theliel.es no es un dominio de primer nivel, sino de segundo. El primer nivel es “.es”, el segundo nivel es “theliel.es”.

Los ccTLD son administrados de manera local por las agencias de cada Pais encargadas a ello, por ejemlo en españa la agencia encargada del registro y mantenimiento de los dominios .es es “nic.es” perteneciente al propio gobierno, lo que no quita que existan entidades intermediarias que son agentes registradores legales. Los gTLD no obstante, son gestionados por agencias o empresas privadas y por supuesto en última instancia por la ICANN. Pero esto no evita el problema de preguntarse como se enlazan esos nombres de dominio al sistema de direccionamiento IP. Y es ahí donde entra en juego el protocolo DNS y los servidores de nombres de dominios. Aunque DNS será explicado en el siguiente capítulo, si hay que comprender que es necesario ciertos servidores (llamados servidores raíces) que se encarguen del grueso de todo ello, de toda la mayoría de toda la gestión DNS. Es así por tanto que existen 13 servidores raíces esparcidos por todo el mundo, administrados tanto por compañías publicas como privadas, y por supuesto por seguridad, existe réplicas de la mayoría de ellos, para distribuir la carga y para sustitución en caso de fallo, avería o ataque Hacker. Todos ellos se denominan alfabeticamente comenzando por la primera letra: “letra.root-servers.net”, siendo la letra desde la A hasta la M:

Gracias a estos elementos explicados, Internet es posible. En el próximo capítulo veremos los protocolos más importantes que hacen que esto funcione y explicaremos un poco más como es posible que dos puntos cualesquiera del mundo puedan estar conectados en cualquier momento. Todo ello necesario para poder comprender más adelante algunas técnicas ya comentadas, como el Sniffing.

Unos días atareado y sin mucho tiempo para terminar los temas de seguridad o algunas noticias de interés, así que vamos a hacer un pequeño repaso de lo que ha sido estos días:

Por un lado tenemos la sentencia absolutoria a una famosa web de descargas en la que se enlazaba contenido P2P tipo Torrent y búsquedas eMule. La SGAE lleva muchos años denunciando por la vía penal a usuarios/organizaciones que supuestamente hacían un uso indebido de las redes P2P, dado que a su juicio estaban violando la propiedad intelectual. En cambio, el 100% de todos esos juicios habían (y han sido) ganados por los usuarios, teniendo encima que pagar SGAE y otros las costas de los procedimientos y por supuesto perjudicar aun más su imagen. Las sentencias de los jueves eran siempre las mismas: Si no hay un ánimo de lucro, no es delito, el derecho a copia privada nos legitima para ello, por eso pagamos TODOS el llamado canon digital.Tan solo “ganaron” un juicio, aunque realmente no fue una victoria, dado que el afectado decidió llegar a un acuerdo ante la amenaza de la SGAE a un pleito por la vía civil y no penal.

Con los años la SGAE comprendió que la vía Penal no llegaba a ningún sitio. Resumiendo mucho y para que la mayoría lo comprenda (aunque esto no es cierto), digamos que la vía penal es un juicio en toda regla en la que el culpable se expone a prisión por unos actos delictivos, mientras que la vía civil el juicio es algo así como una exposición de los echos para al final llegar a un acuerdo al que obliga el juez, y por ello las resoluciones son casi siempre multas o pagos de dinero. Pues bien, dado que la SGAE no era capaz de “cazar” a estos (según ellos) infractores, cambiaron el modus operante y comenzaron a intentarlo por la vía civil. Este juicio que hacemos eco fue el primero que fue llevado íntegramente por esta vía. Por desgracia de la SGAE imperó el sentido común una vez más, y el juez de nuevo sentenció lo mismo: El uso de una tecnología no puede ser un delito, el derecho de copia privada siempre que no implique un lucro es completamente LICITO. Es decir, de nuevo se pone de manifiesto que descargar contenido audio-visual tanto de redes P2P como de descargas directas es completamente LEGAL en españa, repito, siempre que no exista un lucro. Por ello, las web que alojen material para indexar, buscar… contenidos audio-visuales son igualmente LEGALES.

Continuando con las noticias y enlazado con la noticia anterior, el viernes pasado se aprobó la conocida como “Ley Sinde”. Evidentemente es una ley que tan solo afecta a nuestros amigos Españoles. Esta ley a tenido gran revuelo dado que se creará una supuesta “sociedad de control de contenidos” que estará destinada para buscar aquellas páginas web en las que se vulnere la propiedad intelectual. En realidad este comité o sociedad no tiene ningún poder legislativo como los más alarmistas quieren hacer creer, pero tampoco quiere decir que este comité sea una hermanita de la caridad. El cometido de este nuevo comité será como hemos dicho identificar aquellas web que estén violando las leyes intelectuales y remitirlas a un juez de instrucción para poder así agilizar una tarea que de otro modo tardaría meses, con la idea de poder cerrar webs incluso en un período no superior a 4-5 días desde que es detectada la irregularidad. Pero como todo, no es fácil enterarse bien de como será o funcionará, dado que cada sector dice cosas completamente dispares.

De cara a los más extremistas, de llevarse a cabo y funcionar completamente esta nueva ley, no se van a cerrar así como así cualquier web ni muchísimo menos, ni tampoco se va a prescindir de la autoridad de un juez para tomar tales decisiones. Esto no quiere decir que esté de acuerdo, nada más lejos!! tan solo me gustaría aclarar ciertas cuestiones. Como hemos visto en el párrafo anterior, hay que matizar muy bien que podemos entender como una web que vulnere los derechos de propiedad intelectual. Es evidente que de cara a SGAE una web que vulnere estos derechos es prácticamente cualquier web, incluso cualquiera que pueda hablar mal de ellos. La realidad es que las web que realmente podrían ser clausuradas corresponderían a un porcentaje muy pequeño, web que obtienen un beneficio económico (ya sea por registro o por publicidad o por…) gracias a tener en sus web contenido sujeto a la propiedad intelectual.

De cara a los menos alarmistas, me parece una desfachatez increíble que se pueda aprobar una ley como la que nos encontramos. En realidad no por su finalidad, sino por su forma. Está todo demasiado politizado, y tanto unos como otros en el gobierno están más preocupados por ellos mismos que por los ciudadanos. El gobierno central por un lado más centrado en el que dirán y defendiéndose de la oposición que simplemente gobernando. Y la oposición peor aun… lo único que saben hacer es criticar y hacer demagogia de todo. El canon lo impuso el PP hace algunos años… ahora dice que lo quiere eliminar. Existe una realidad… es cierto que encontrar un equilibrio o una ley que satisfaga a todos en este tipo de materias es imposible. Por un lado las sociedades de gestión que lo único que les sucede es que no dejan de llorar porque ahora no ganan los millones y millones que ganaban antes, así como las discográficas… cuando los artistas a día de hoy están ganando más que nunca!!. Por otro lado aquí en españa las personas están acostumbradas a que ley o no ley se hace lo que le da la gana a uno sin importar el otro. Y señores… no es ni lo uno ni lo otro.

Como decía… y terminando con la polémica ley Sinde, me parece una broma de mal gusto por parte del gobierno el conformar una supuesta comisión que estará casi seguro constituida por marionetas de SGAE y asociados, y que intentarán por todos los medios cerrar web tras web por medio de esta ley. ¿Que sucederá? Es complicado… por un lado la última palabra la tiene un juez y teniendo en cuenta las decisiones pasadas no me creo que a estas alturas un juez de el visto bueno para cerrar una web que sea legal. Más que nada porque a la segunda web que cierren rápidamente veremos sentencias en el constitucional y apelaciones. Por otro lado es cuestionable si una ley así es constitucional o no, dado que está cercenando el derecho de expresión (sea cual sea), es volver a la censura. Es decir, me temo que antes o después es muy posible que la ley sinde si se queda tal cual está acabe en el constitucional, de lo contrario apenas tendrá efecto en las web.

Queda otro punto a tratar, y dice mucho sobre la posible efectividad de la ley. Imaginar que efectivamente una web está violando de forma descarada las leyes de propiedad intelectual… la web en cambio lo más seguro es que no esté alojada en españa, ni siquiera el dominio sea español, luego nuestras leyes no pueden ser aplicadas. Es más, las pocas web que pudiesen verse afectadas ante esta ley es solo cuestión de tiempo que simplemente cambien el dominio o el hosting a otra compañía, tan sencillo como eso.

En otro orden del día tenemos el iPad de Apple. Supuestamente arrancó con fuerzas pese a todos los pronósticos. Esto en realidad no es así. De nuevo las estadísticas se manejan como uno quiere. Supuestamente vendieron 120.000 unidades el primer día, pero esto no es cierto. Esta cifra fue sacada realizando un seguimiento a un número determinado de supuestas ventas en un período corto de tiempo, creo que fue de una hora o dos horas. El resultado obtenido fue extrapolado indistintamente al resto de las 24 horas del día. Es decir, pongamos por ejemplo que durante 60 minutos podemos conocer el número de ventas exactamente del iPad en su fecha de lanzamiento. Pongamos que en esa hora se logran vender 5000 unidades. Lo que se hizo fue simplemente extrapolar las ventas a las 24 horas que tiene un día. Si en 1 hora se venden 5000 unidades en 24 horas se venden 120.000. Evidentemente no hay que ser un genio para darse cuenta el fallo de este método. Para empezar se está dando por echo que para bien o para mal la hora en la que se ha llevado a cabo la captura de datos no será jamás igual a otras horas. Si la hora muestreada es las 10.00 de la mañana habrá más ventas que si es las 03.00 de noche, e igualmente si los datos son tomados a las 03.00 de la noche no podrían ser comparables a las ventas registradas a las 12.00 del medio día.

De nuevo aparece lo que conocemos como márketing. Muchas veces no se trata de mentir, sino de mirar bien la letra pequeña. En realidad el dato es cierto según ciertas premisas. Cuando se publicó el estudio REAL se indicaba perfectamente como se había llevado a acabo esta estadística. En cambio lo que llega prácticamente a TODA LA PRENSA es otro dato. Se omite todo y tan solo se dice que es un éxito de ventas. A lo que yo me pregunto… ¿Es que nadie se pregunta como o de donde salen dichas cifrar?¿Las personas creen de verdad que es un dato que hace público Apple? Es un estudio realizado por una empresa y posiblemente incluso la captura de datos durante esos 60 minutos es realmente discutible. ¿Conclusión? De nuevo vemos lo que es la desinformación y de como se manipula la información para hacer creer lo que no es. ¿Es posible que se alcanzaran dichas ventas? Claro que sí, no he dicho en ningún momento lo contrario. Pudieron ser 120.000 y pudieron ser 240.000, pero también pudieron ser 50.000 ó 20.000. El único que tiene el dato real sobre esto es Apple, y evidentemente no va a hacer público este dato en mucho tiempo.

Por otro lado tenemos que hablar sin falta de Google. Por un lado tenemos que el sistema Android continúa la escalada, y más del 70% de los desarolladores de iPhone estarían comenzando la migración a Android. Por otro lado no hay que olvidar los nuevos problemas legales que va a tener Google debido a que el registro de “Nexus One” estaba ya cogido. Sinceramente estoy muy en desacuerdo con las compañías. ¿Tan complicado resulta conocer si dicho nombre está registrado o no? Es muy simple, pero las grandes empresas se aprovechan de su “poder” para pasar por alto por otras empresas. A google le ha sucedido con Nexus One, pero a Apple con el iPad le pasó por partida doble incluso!! y anteriormente también con el iPhone. Señores, más seriedad, me parece una práctica despreciable.

Pero sin duda alguna la noticia de mayor calado estos días dentro de Google es lo que ha sucedido en China. Para quien no lo sepa, el régimen comunista de Chine tiene implantados por ley fuertes filtrados de contenidos. Obliga a buscadores y otros filtrar todo contenido que pueda ser inapropiado para su pais. En realidad eso de “inapropiado” podríamos matizarlo. En realidad China filtra cualquier contenido que pueda hacer pensar a los chinos por si mismos y ocultar las barbaridades que ha cometido el gobierno chino. Supongo que la matanza de Tiananmen es el mejor ejemplo de ello y de la represión China. El gobierno chino piensa que si la información no está disponible para sus ciudadanos, es equivalente a decir que dichos echos jamás sucedieron.

Pues bien, debido a los últimos ataques sufridos por Google en Enero (de los cuales todo apunta que pudo ser el propio gobierno chino quien los llevó a cabo) Google anunció que por su parte la censura acabaría en China y no filtraría más sus contenidos. El gobierno Chino fue claro, si Google no acataba las leyes Chinas, que se fuese del país (lo cual es completamente lógico). Despues de algunos meses de diálogo ninguno a dado el brazo a torcer, y hace ya unos días que Google dejó de filtrar los resultados en su web www.google.cn. A partir de dicho momento, cualquiera que acudía a dicha web era dirigido a la web a www.google.com.hk, la cual está alojada en Hong Kong. Hong Kong pertenece a china pero es una colonia independiente, en la que los buscadores en realidad no tiene por qué filtrar los contenidos. Evidentemente solo era cuestión de tiempo que el gobierno chino comenzara a bloquear y filtrar el contenido de dicha web también.

No obstante, sea como sea, si todos tomasen el ejemplo de Google quizás las cosas podrían ser diferentes. La censura es algo retrógrado y que atenta con cualquier principio o derecho fundamental humano desde mi punto de vista. Tan solo celebrar la decisión de Google y esperanza que otras grandes empresas que realmente tienen poder y peso en otros paises tomen medidas. Efectivamente hay que acogerse a las leyes de otros paises, pero existe otra posibilidad. Irte del pais y demostrarle que tienen que cambiar. El problema es que China es un problema, dado que recordemos son más de 1500 millones de habitantes, es decir, más de un cuarto de la población mundial.

Dentro del iPod Touch/iPhone decir que se ha logrado el JB permanente en aquellos modelos en los que hasta la fecha no era posible, y de nuevo ha sido de la mano de George Hotz. No obstante no parece que se vaya a dar prisa en modo alguno de publicar el método. Es posible que se esté esperando que el iPad esté ya asentado para que este método afecte igualmente al iPad. Pero lo importante es que ya es posible, aunque no esté al alzance de cualquiera el poder hacerlo.

Para finalizar, tan solo hacer un par de noticias curiosas de estos días en la concurso pwn2own, en el que se reunen hackers y expertos de seguridad para llevarse suculentos premios en metálico al lograr el acceso a ciertos recursos por medios de exploits. Como es costumbre, los primeros sistemas en caer fueron los de Apple, tanto MAC OS Snow Leopard como el mismo iPhone, ambos completamente actualizados. En el caso de Snow Leopard exploits tanto de Safari como del OS mismo que permiten el control total del sistema. En caso de iPhone exploit por parta de Safari que permitió a los hacker extraer la agenda y los SMS del usuario simplemente cuando este visitó una web maliciosamente creada. Más tarde le llegaría el turno a IE 8, Chrome y también Firefox. En este caso los que han salido mejor parado (aunque no intacto) han sido Windows 7 y Opera. Una vez más resultados relativamente esperados. Dejo algunas conclusiones:

“Here’s one more piece of evidence that the Mac isn’t the secure, locked-down system that its proponents claim. The organizer of the Pwn2Own hacking contest says that Windows 7 is more secure than Snow Leopard, and that Safari will be the first browser to fall victim in the upcoming hacking contest.

“Safari will be the first to go. [Safari will] be on Snow Leopard, which isn’t on the same level as Windows 7.”

Last year at the contest, it took only five seconds for a security researcher to hijack a Mac by hacking in through Safari. The year previous, it took less than two minutes to hack in to a Macbook Air — and once again, Safari proved to be the security hole.

Resumiendo? Básicamente se dice que aunque por fin Apple implementó DEP en Snow Leopard (tecnología ya explicada en este blog y que ya está presente en Windows desde XP SP2) Snow Leopard continua siendo mucho más inseguro que Windows 7. Pero más aun, no solo Snow Leopard es mucho más inseguro, sino que Safari se ha consolidado como el navegador más inseguro y peligroso para usar. Parece paradógico que aquello que Apple ha intentado una y otra vez hacer creer, es todo lo contrario, y de nuevo una vez más en un concurso de seguridad informática se demuestra lo contrario, se demuestra que acceder a un sistema MAC OS es mucho más sencillo que un sistema Windows.

Bienvenidos al tema de hoy: Sniffing, el arte del espionaje

Damos un paso hacia delante, asimilamos la encriptación, los hash… y nos centramos ahora en el flujo de información que sale y entra constantemente de nuestras redes, sea información cifrada o no lo sea. Sniffing, para entendernos, es una técnica que permite tener un ojo en ese flujo de de información, es decir, tener acceso a la información que es enviada o recibida por nuestros adaptador de red, y algunas veces por el de otras personas también. Un Sniffer, utilidad que permite el sniffing, se llama de formalmente analizador de paquetes o analizador de red. Y sobre esto vamos a centrar todo este nuevo volumen:

• Introducción al modelo OSI y TCP/IP
• Protocolos IP, TCP, ARP y DNS
• Introducción a Routers, Switch, Hubs y Bridges
• Sniffers
• Envenenamientos ARP y DNS
• A rellenar…

Posiblemente en una primera versión sean estos elementos los que sean integrados en este volumen, posiblemente la versión final esté estructurada algo diferente, creando un volumen nuevo para temas generales de redes, como IP, DNS, modelos OSI…

Herramientas Utilizadas/Material necesario: (No todo es necesario, dependiendo de la plataforma a usar, de cada sección y de lo que a cada cual le sea más cómodo)

• Windows 7 x64 Ultimate -> OS principal (General)
• Debian Squeeze x64 -> OS secundario (General)
• Firefox 3.7a3pre (General)
• Thunderbird 3.2apre (General)
• A rellenar…

Por supuesto si me está olvidando algo y algún lector quiere expandir el temario… es libre de comentarlo, es más… lo agradecería.

Bienvenidos al tema de Hoy: Encriptación y Autentificación, la seguridad ante todo.

Hoy dejamos todo aquello del Spoofing de lado y entramos en el mundo de la encriptación y la autentificación. Dos términos muchas veces parejos, pero muy diferentes. La encriptación es la forma de modificar los datos para que estos esté protegidos, cifrados… la autentificación por el contrario no implica un cifrado, sino un reconocimiento de la identidad, al menos por parte de uno de los implicados, ya sea de un sistema, de un usuario…

En realidad este debería de haber sido el primer artículo, por encima de Spoofing. Todo lo que se vea aquí será aplicado, tratado y mencionado en cualquier otro artículo con casi total seguridad. Aquí hablaremos de las medidas tecnológicas que poseemos para evitar cualquier tipo de inseguridad en la red y por supuesto también de las herramientas disponibles para poner en jaque estas medidas tecnológicas:

• Hashes: MD4, MD5, SHA1, (Explicar Salt) (Publicado)
• Cifrado de datos Simétricos (AES, DES, 3DES, RC4) y Cifrados Asimetricos (RSA, ElGamal) (Publicado)
• Certificados digitales y Firmas digitales (Publicado)
• Aplicaciones: Encriptacion de archivos, SSL/TLS, GPG/PGP, Correo Electrónico, Firmas de archivos y DNIe (Publicado)
• Vulnerabilidades -> Brute Force, Ataques de diccionario), Raibow Tables, criptoanalisis, cold boot, bootkit, Side Channel… (publicado)

Herramientas Utilizadas/Material necesario: (No todo es necesario, dependiendo de la plataforma a usar, de cada sección y de lo que a cada cual le sea más cómodo)

• Windows 7 x64 Ultimate -> OS principal (General)
• Debian Squeeze x64 -> OS secundario (General)
• Firefox 3.7a3pre (General)
• Thunderbird 3.2apre (General)
• Photoshop CS4 x64 (Cifrado de datos)
• md5sum y sha1sum (Hashes)
• MD5Coll (Hashes, Ataques y Vulnerabilidades contra la Criptografía)
• CrypTool (Cifrados de datos, Aplicaciones Prácticas)
• Aplicación para calcular Módulos a números exponenciales (Cifrado de datos)
• DisMat (Cifrado de datos)
• WinHex (Aplicaciones Prácticas)
• WireShark (Aplicaciones Prácticas)
• OpenSSL 0.9.8i (Aplicaciones Prácticas)
• GnuPG 2.0.14 (Aplicaciones Prácticas)
• Enigmail (Aplicaciones Prácticas)
• DNI-e (Aplicaciones Prácticas)
• Cain (Ataques y Vulnerabilidades contra la Criptografía)
• John The Ripper (Ataques y Vulnerabilidades contra la Criptografía)
• RainbowCrack (Ataques y Vulnerabilidades contra la Criptografía)

ATENCION: Los ejemplos que se van a mostrar y “tutoriales” tan solo tienen carácter educativo. En ningún aspecto comparto filosofías de invasión a la intimidad, ataques contra un sistema informático o cuestiones similares. En la medida que sea posible siempre se usarán ejemplos y formas que puedan ser usados por cualquier persona, de forma que pueda verificar los contenidos escritos. No obstante, por motivos más que obvios, materiales como contraseñas, nombres de usuarios o de hosts, serán omitidos o modificado en las capturas de pantallas realizadas (o las lineas escritas). Es decir, los ejemplos serán completamente reales, los datos mostrados a vosotros necesarios para poder pertrechar estos ejemplos no siempre lo serán (Sí lo serán los resultados). Para que esto conste de forma clara, todo material sensible modificado o falso estará resaltado en ROJO. Por motivos de seguridad, todo el material que sea expuesto aquí (exceptuando software propietario o libre, citaciones expresas o código de terceros) tanto texto, imágenes y código son propiedad del autor y está completamente prohibido su reproducción completa o parcial en otros lugares, espero que se comprenda.

Ataques y Vulnerabilidades contra la Criptografía

Para acabar con el tema de Encriptación y Autentificación, es obligado mostrar sus vulnerabilidades. Es cierto que muchos de los ataques y vulnerabilidades de la criptografía son simplemente teóricos, se conocen que son efectivos pero no es posible llevarlos a cabo por una u otra razón. No obstante, es una búsqueda constante. En el mundo existen increíbles criptólogos con una formación en matemáticas y en la creación de algoritmos seguros sin igual. Pero como todo en esta vida nada, y repito nada, está exento de posibles ropturas.

En realidad esto es importantísimo, tanto las mentes que son capaces de diseñar algoritmos como los que tenemos como aquellos que pasan horas y horas intentando lograr un ataque exitoso contra un sistema criptográfico. Porque así es la única forma real de poder construir sistemas seguros. Si nadie se dedica a estudiar estos sistemas, es posible que diversos atacantes puedan disponer de herramientas y materiales para poder llevar a cabo un acceso no autorizado a un sistema o la interceptación y descifrado de cualquier mensaje. En cambio, cuando tienes a muchísimas personas que trabajan incluso para ello, para lograr fallos de seguridad en estos sistemas, estos mismos intentos te están garantizando que el sistema es seguro, puesto que aun no se han logrado romper. No hay que olvidar por supuesto los numerosos concursos anuales de criptografía, en los que se están desafiando constantemente a organizaciones y particulares a resolver un problema dado, por ejemplo revertir un cifrado asimétrico o simétrico, revertir un Hash…

Por suerte y por desgracia, no son pocas las herramientas, método o sistemas que existen actualmente para poner en jaque la seguridad de todos los sistemas actuales. Suerte porque permite mejorar los sistemas, desgracia porque estos métodos son usados continuamente por hackers y otros para violar un sistema. Vamos a ver algunos de ellos. Podemos decir que prácticamente cualquier método “seguro” tiene un posible ataque que puede aplicarse para romper dicho sistemas:

• Colisiones y preimagen
• Rainbow Tables
• Brute Force Y Diccionarios
• Criptoanálisis
• Ataques Side Channel

El término “Criptoanálisis”, dependiendo de la bibliografía a la que se acuda, puede ser interpretado como un término genérico que englobaría prácticamente a todos los sistemas de ataques contra la criptografía. No obstante, nosotros lo entenderemos como un conjunto de técnicas basadas en el análisis puro y duro de ciertos aspectos del cifrado para poder romperlo.

El término estrella aquí es ¿Qué es un ataque? ¿Qué se considera romper un sistema criptográfico?
Esto se dejó ver en otros capítulos. Un ataque es cualquier intento que tenga como objetivo romper un sistema criptográfico, entendiendo con “roptura” no solamente la obtención de la clave de dicho cifrado o de invertir un hash o… Una roptura criptográfica es un concepto amplio, en el que evidentemente el mejor de los casos e ideal pasa por lograr obtener la clave en caso de un cifrado simétrico o asimétrico, pero como hemos dicho, no solo se interpreta una roptura por ello. Una roptura criptográfica podría implicar:

• Obtención de la clave simétrica (en caso de un cifrado simétrico)
• Obtención de la clave pública (en caso de un cifrado asimétrico)
• Obtención completa o parcial del mensaje original a partir de un mensaje cifrado sin necesidad de la clave.
• Encontrar algoritmos capaz de rebajar en X magnitudes la probabilidad de tener éxito con fuerza bruta o colisiones.
• Una colisión en un Hash.
• Encontrar algoritmos capaz de rebajar en X magnitudes la capacidad de cálculo necesaria para poder solucionar las “matemáticas imposibles”
• etc…

Esto implica que una roptura puede verse como tal desde un punto de vista práctico o teórico. Así por ejemplo si se encontrase una forma de romper AES-128 en 2¹⁰⁰ Operaciones en vez de 2¹²⁸ , constituiría una roptura desde el punto de vista teórico, pero no desde un punto de vista práctico, puesto que aun así sería “imposible” realizar un ataque para obtener una key en un tiempo razonable. Visto esto podemos comenzar a ver algunos de los ataques más usuales, algunos de los cuales ya se han visto por encima.

Colisiones y Preimage

El concepto de Colisiones fue tratado en parte en el capítulo sobre Hash. Un Hash criptográfico pretende ser una función de un único sentido, siendo por tanto imposible a priori invertirlo. Un hash por otro lado funciona como un sistema de “compresión”, dado que para cualquier tamaño de datos de entrada, la salida siempre se mantendrá con una longitud fija. Por definición propia, si la longitud del Hash es fija existirán infinitos mensajes que puedan resultar en un mismo hash. Simplemente conociendo la longitud del hash, podemos conocer a priori el número de mensajes máximos que podrán emitirse antes de que un mensaje produzca un hash repetido. Esto es una Colisión. Los Hash criptográficos intentan no obstante la imposibilidad de poder crear dos mensajes diferentes que compartan el mismo hash ó crear un mensaje diferente a otro para que compartan el mismo hash. Pero como hemos dicho, se tienen en cuenta a la hora de crear los hash para que en la práctica no sea posible, dado que en la teoría simplemente por estadística esto no es así.

Así mismo, también hablamos del problema que entrañaba la paradoja del cumpleaños, la cual hace posible que existan colisiones entre dos mensajes cuales quiera a una razón mucho menor al número total de mensajes posibles. Es decir, la probabilidad de que un mensaje coincida con otro para MD5, el cual es un hash de 128 bits, sería 1 entre 2¹²⁸. No obstante, la posibilidad de que dos mensajes cualesquiera puedan producir una colisión, simplemente por la paradoja del cumpleaños, se debe de calcular.

Estadísticamente, tomados X elementos de un todo Y en el cual esos X elementos pueden ser repetidos, se tiene que para la probabilidad P, existen dos elementos de X que son él mismo, según la fórmula:

X(P,Y)= Raiz (2Y Ln (1/1-P))

MD5 = 128 bits = Y
P = 99% = 0.99 = > Nunca se puede garantizar una probabilidad del 100%

X(99%, 2¹²⁸) = Raiz ( 2¹²⁹ Ln (100))= Raiz (2¹²⁹ * 4.6) = 2⁶⁵ Aproximadamente.

Pero la paradoja del cumpleaños tan solo es un reto más al que tienen que enfrentarse cualquier Hash criptográfico. Al margen de este tipo de análisis estadístico, se suele atacar al algoritmo propio, logrando en muchos casos unas reducciones increíbles en la posibilidad de encontrar una Colisión. Por suerte o desgracia, para MD5 “recientemente” se logró reducir el índice de colisión a tan solo 2¹⁰. Y este índice si deja de ser un índice teórico y pasa a ser una aplicación práctica.

¿Pero que importancia tiene esto?
Si recordamos, la firma digital no es más que el cifrado asimétrico del hash del propio mensaje/certificado…. Si se produjese cualquier cambio en dicho mensaje, al comprobarse la firma el hash no coincidiría, el mensaje sería rechazado. ¿Pero que sucedería si pudiésemos construir dos mensajes diferentes que produjesen el mismo hash?. Podría malignamente enviar un mensaje A al usuario X, y esperar que este me firmase el contenido. Dado que dispongo de un mensaje B (completamente diferente a A) que satisface al mismo Hash, podría copiar la firma del mensaje A y plasmarla en mi mensaje B. Ahora podría usar mi mensaje B como si hubiese sido firmado por el usuario X.

Similarmente, es posible intentar vulnerar un hash por medio de un ataque conocido como “preimage” (preimpagen). Mientras que las colisiones buscan encontrar dos mensajes cuales que produzcan el mismo Hash, una preimagen lo que busca es encontrar un hash o un mensaje concreto. Asi, si se de lo que se pretende es de encontrar un mensaje X que satisfaga un Hash dado estaríamos ante un “Primer Ataque de Preimagen” (Se denomina así). No obstante, si lo que se quiere lograr es encontrar un segundo menseje Y (diferente a X) que satisfaga el hash del mensaje X, estaríamos ante un ataque conocido como “Segundo Ataque de Preimagen“.

En la actualidad no existe ningún ataque de preimagen factible a ningún Hash. Así por ejemplo, el Hash MD4 (128 bits) posee un ataque de preimagen que puede llevarse a cabo en 2⁶⁴, pero aun así, 2⁶⁴ no es computacionalmente factible, teniendo en cuenta que MD4 está prácticamente en desuso. Si es computacionalmente posible realizarlo de cara a que puede ser posible llevarlo a cabo, pero de ninguna manera en un entorno real.

Tanto las Colisiones como los ataques de preimagen, suponen un riesgo continuo a los hash criptográficos. Es la razón por la que los viejos Hash van dejando paso a los nuevos Hash. MD2, MD4… MD5 ya ha comenzado a dejarse de usar en muchos lugares, imponiéndose de forma mayoritaria SHA-1, para el cual lo mejro que se ha logrado es una colisión con u índice de 2⁵¹, siendo poco práctico su aplicación. A todo ello hay que sumarle que pronto estará disponible SHA-3, que sustituirá definitivamente SHA-1 y SHA-2 (este último posee índices de colisión menores que SHA-1)

Rainbow Tables

La idea de las tablas Rainbow es imitar las tablas lookup, es decir, usar espacio en disco para ahorrar tiempo de cálculo. En programación, las tablas lookup son una herramienta fundamental para agilizar muchísimas tareas que de otro modo consumirían muchísimo tiempo de ejecución de un programa. A groso modos, son tablas precalculadas que serán usadas posteriormente, sin que sea necesario realizar el cálculo que llevó el crearlas. El ejemplo más simple quizás sea en de las operaciones trigonométricas.

Si tenemos un programa que tenga que calcular en algún momento alguna operación trigonométrica, simplemente podría ser realizada con la función especifica para ella: Sin(X), Cos(Y).. operación que se realiza en tiempo de ejecución por el procesador, y que son operaciones normalmente costosas. Si nuestro programa debe de realizar una operación trigonométrica de forma aislada no importa, pero imaginar que el programa tiene que ejecutar operaciones trigonométricas a matrices inmensas (por poner un ejemplo). El tiempo invertido en calcular constantemente dichas funciones puede ser solventado usando una tabla. Simplemente, en tiempo de programación, el programador creó una tabla con por ejemplo 360 elementos, y a cada uno de ellos le calculó el Coseno. Dicha tabla estática la implementa en su programa como una constante. Si no requiere una precisión mayor a un grado, el programador cada vez que necesita conocer una razón trigonométrica podría simplemente redondear a la unidad más cercana y usar dicho valor como índice de la tabla. Tendría el valor de la razón trigonométrica al instante sin necesidad de calcularlo.

El concepto de una Tabla Rainbow es el mismo. Por tanto, la tabla Rainbow más simple (e idílica) sería precalcular TODOS los posibles Hash de todas las combinaciones posibles de un alfabeto dado de un número de caracteres dados. Es decir, si nuestro alfabeto son tan solo los números 0-9 y se permite una longitud máxima de 5 elementos, la tabla Rainbow contendría el Hash de 1 millón de elementos, desde el 0 hasa el 999.999. De este modo, si se quisiese conocer en cualquier momento el hash de cualquier número comprendido entre 0-999999 sería instantanio, sin necesidad de calcular el Hash de dicho número. Pero en el caso de los Hash la utilidad es doble. La utilidad es dotar a la función Hash de un camino inverso. En nuestro caso, si sabemos que el dato buscado es un número comprendido entre 0-999.999 no tendríamos que realizar 1 millón de operaciones, tan solo realizar una búsqueda en la tabla para encontrar la equivalencia.

El problema de esta tabla Rainbow de ejemplo es que no es útil. en este caso, para 5 elementos y un alfabeto de 10 elementos (0,1,2,3,4,5,6,7,8,9) tendríamos una tabla con un millón de elementos. Si por ejemplo el Hash calculado fuese MD5, sería 128 bits por hash, es decir, el Hash ocuparía 16 Bytes por cada celda del array (de la tabla). En el mejor de los casos (en este caso concreto), podríamos usar el mismo número buscado como índice de la tabla, con lo que no sería necesario otra celda de al menos 4 Bytes. Es decir, en este casi tan simple tendríamos: 1 millón de elementos * 16 Bytes = 15.26MB aprox. Es decir, en este caso tan simple sería necesaria la friolera de 15MB de espacio en disco. Esto es una cantidad irrisoria en los días de hoy, pero también es cierto que los elementos y el alfabeto seleccionado es de lo más trivial. Si pensásemos en un alfabeto comprendido entre 0-9, a-z (sin contar carácteres en mayúscula) y con una longitud de 8 elementos tendríamos la nada despreciable cantidad de 2.821.109.907.456 posibilidades, o lo que es lo mismo, aproximadamente una tabla de 328 TeraBytes. Es evidente que no es factible.

La solución a este problema llega con “Divide y Vencerás”. Se crean tablas muy grandes, pero para salvaguardar tamaños tan extensos se aplican diferentes técnicas que logran reducir el tamaño a costa evidentemente de tener que realizar ciertas operaciones. El problema siempre será el mismo, llegar a un compromiso entre velocidad-espacio en disco. A tablas más grandes, el tiempo necesario para localizar el elemento será menor, a tablas más pequeñas el tiempo empleado será mayor.

Las tablas Rainbow para lograr este compromiso, lo que realizan es aplicar una serie de transformaciones a los datos de entrada, formando una cadena desde estos (el dato de entrada) hasta un dato final. Al finalizar el proceso, la tabla tan solo contiene el elemento inicial y el final de la cadena. Para verificar si un hash se encuentra en la tabla, lo primero que se le realizará a dicho Hash es aplicar la última transformación (de reducción) que se aplicó en la cadena de la tabla hash. El resultado será buscado en los elementos finales de la tabla Hash. Si el elemento se encuentra, se partirá del elemento parejo de la tabla, al cual se le realizarán las transformaciones pertinentes que se aplicaron a la tabla originalmente, hasta encontrar en la cadena el elemento deseado. Si no se encuentra en la tabla al realizar la última transformación, se partirá de la penúltima transformación y posteriormente la última. Al terminar se vuelve a comprar si se encuentra como elemento final. Estas transformaciones se tratan fundamentalmente en partir de un texto plano cualquiera, por ejemplo la cadena “aaaaaa”. A dicha cadena se le calcula el Hash. Al Hash resultado se le aplica una función de reducción que hace que el hash sea transformado en un texto de nuevo (aunque esta función de reducción no es la función inversa del Hash). Al texto obtenido se le calcula de nuevo el hash y así continuamente, según el número de reducciones que se estén aplicando. A más reducciones menor es la tabla necesaria y más tiempo se requiere para generarlas y utilizarlas. Un ejemplo sencillo de como se construiría una tabla hash y cual sería la tabla Hash resultante final:

Las 7 primeras columnas de la tabla serían datos procesados para la creación de la Rainbow table. En este sencillo ejemplo se usarían solo 3 reducciones. Al texto de entrada se le aplica el hash deseado, en el ejemplo un hash MD5 truncado a los 6 primeros bytes. Una vez se ha calculado el hash este es convertido por una función de reducción a “texto plano”, en este caso la función de reducción no es más que tomar del hash los primeros 3 bytes (de ahí lo de divide y vencerás). Una vez finalizada la primera reducción se vuelve a empezar, es decir, se calcula de nuevo el hash al nuevo “texto plano” y otra reducción, después se le calcula el hash y de nuevo otra reducción. En este caso 3 reducciones, y las 3 actúan del mismo modo. La tabla Hash es constituida por tanto tan solo con los registros iniciales (el texto de inicio) y el resultado de la reducción final, formando una tabla tan solo de dos columnas.

Si un usuario quisiese atacar un hash MD5 con el ejemplo anterior, tan solo tendría que llevar a cabo una serie de comprobaciones:

a) Dado el Hash “H” de entrada se le aplica la última función de reducción. En este caso las 3 son iguales -> R (H)
b) Se realiza una búsqueda del resultado obtenido en el apartado anterior en la segunda columna. Llegados a este punto pueden suceder dos cosas. Hay una coincidencia (Saltar al paso E), no hay coincidencia (pasar al paso C)
c) De no obtener resultado, se iran realizando en cada paso una reducción anterior más, con su cálculo de Hash, de este modo, a cada paso se va recorriendo más la tabla hacia atrás. En el peor de los casos, se tendría que aplicar la reducción primera al hash H, calcular el hash a la reducción, volver a reducir, volver a calcular hash y volver a reducir.
d) De no lograr una coincidencia, la tabla rainbow a fallado y el ataque se da por fallido.
e) Si se encuentra la coincidencia, se tomará el elemento de la primera columna y se comenzará a realizar la cadena hasta que se localice la reducción que produce dicho hash. El resultado por tanto será la reducción.

Veamos esto. Imaginar que tenemos el nombre de usuario y contraseña de un usuario en este MD5 inventado, y que dichos hash son:

Usuario (U)= 2A2E9A581027
Contraseña (C)= EBC4C39A693E

2A2E9A581027 -> Red. 3 (U) = 2A2E9A -> Búsqueda en 2º columna de Tabla -> Fracaso
2A2E9A581027 -> Red. 2 (U) = 2A2E9A -> Hash = BC291090759A -> Red. 3 (Hash) = BC2910 -> Búsqueda en tabla -> Fracaso
2A2E9A581027 -> Red. 1 (U) = 2A2E9A -> Hash = BC291090759A -> Red. 2 (Hash) = BC2910 -> Hash = D605381C2106 -> Red. 3 (Hash) = D60538 -> Búsqueda en tabla -> Éxito!
Registro asociado a D60538 = Administrador
Hash (Administrador) = 2A2E9A581027 -> ¿2A2E9A581027 = 2A2E9A581027? -> Usuario (U) = Administrador

EBC4C39A693E -> Red. 3 (C) = EBC4C3 -> Búsqueda en 2º columna de Tabla -> Fracaso
EBC4C39A693E -> Red. 2 (C) = EBC4C3 -> Hash = D54E764C3A8A -> Red. 3 (Hash) = D54E76 -> Búsqueda en tabla -> Éxito!
Registro asociado a D54E76 = aaaaaa
Hash (aaaaaa) = 0B4E7A0E5FE8 -> ¿0B4E7A0E5FE8 = EBC4C39A693E? -> Fracaso
Hash (aaaaaa) = 0B4E7A0E5FE8 -> Red. 1 (Hash) = 0B4E7A -> Hash = EBC4C39A693E -> ¿EBC4C39A693E = EBC4C39A693E? -> Contraseña (C) = 0B4E7A

En este caso, todas las reducciones son iguales, pero esto normalmente no es así, y cada reducción es una función diferente. Si se recorre la tabla hash completa y se realizan todas las iteraciones sin encontrar coincidencia, la tabla Rainbow ha fallado, y con ella el ataque efectuado a dicho hash.

Este sistema es increíblemente efectivo y rápido para ser capaz cualquier atacante a revertir cualquier hash “simple”, de modo que un atacante pueda normalmente obtener el usuario o contraseña que originó dicho hash. No obstante las tablas Rainbow tiene una utilidad relativa. Primero, computar una tabla hash relativamente completa requiere de muchísimo tiempo, es por ello por lo que no es raro encontrar tablas “pequeñas” que cubren tan solo un espacio relativo, por ejemplo una tabla Rainbow que sea capaz de revertir cualquier Hash MD5 con un diccionario de a-z, A-Z de hasta 7 caracteres. Y ya no solo es el tiempo necesario para computarla, sino el espacio en disco. Dado que tanto el espacio para calcular las tablas hash, así como su tamaño en disco depende prácticamente tan solo del tamaño del diccionario, algo que tendría que tener siempre en cuenta el usuario es escoger contraseñas o nombres de usuario de una longitud relativamente larga (al menos 8 caracteres para contraseñas) y usando combinaciones de letras mayúsculas, números y signos. Esto lo comprenderemos mejor en los ataques de fuerza bruta. La idea es que aunque se requiera de un tiempo ingente necesario para precalcular las tablas Rainbow, una vez creadas estas pueden ser reutilizadas una y otra vez. Existen multitud de lugares que venden tablas rainbow ya creadas.

Otra alternativa altamente eficaz, es usar Salt. Esto es algo que ya se comentó en su momento. Salt suele ser un número determinado de bits que se añade al mensaje de entrada para conformar un hash mucho más seguro. De este modo entre otras cosas, hace que las tablas rainbow sesan completamente ineficaces. La única forma sería constituir nuevas tablas rainbow computando todas las alternativas posibles con el Salt. Dado que el Salt puede ser modificado en cualquier momento, las tablas Rainbow tendrían que ser reconstruidas cada vez. Salt suele ser un dato conocido, pero no por que sea conocido implica que el sistema sea menos eficaz. Según lo explicado con anterioridad, si se añadiese un número indeterminado de bits a nuestro mensaje original, este no podría ser revertido por la tabla hash, puesto que jamás se encontraría en ella. Normalmente se usa algo como lo siguiente:

Contraseña: Perico -> Hash (Contraseña) = 5E48C54D938DC613366C1212E5FA7349
Salt: 0A1B2C3D4E5F
Hash Seguro = Hash (Contraseña.Salt) -> Hash Seguro = Hash (Perico.0A1B2C3D4E5F) = 21208C690B7ECCF92518D8055E9B361D

El segundo Hash no sería jamás encontrado en una tabla Rainbow, a menos que se hubiese generado para tal efecto, cosa muy poco probable. Dado que la Salt suele cambiar, lo normal es que el mismo hash es transmitido con la salt, para que se sepa que Salt se ha usado, y se tenga en cuenta a la hora de verificar el usuario o la contraseña. Por ello podría enviarse la contraseña mediante un Hash con Salt como:

21208C690B7ECCF92518D8055E9B361D.0A1B2C3D4E5F

Es decir, se adjunta la Salt.

Actualmente no obstante las tablas rainbow continuan siendo bastante útiles. Por ejemplo, pensar en los nombres de usuarios y contraseñas de Windows, los cuales son almacenados con un hash conocido como Hash NT. Use o no use Salt dicho hash, ya existen tablas precomputadas increiblemente eficaces capaces de revertir casi cualquier contraseña menor a 13 caracteres, use los caracteres que use.

Para acabar, vamos a ver como es posible revertir un Hash gracias a estas tablas. Vamos a ver lo “simple” que puede ser revertir un Hash MD5 que se ha enviado desde un PC cliente a un servidor para la autentificación en un foro o a un correo electrónico. Dado el tiempo necesario para precalcular una tabla hash “completa”, vamos a crear una tabla rainbow muy pequeña. En este caso he usado el software del proyecto RainbowCrack:

Caracteres: Letras minúsculas, es decir, de ‘a’ a la ‘z’
Longitud Mínima: 1
Longitud Máxima: 7
Indice de éxito: 98% de acierto
Cantidad de Cadenas por tabla: 4.000.000
Longitud de cada Cadena: 2.400
Tablas necesarias: 6
Tiempo de cómputo de las tablas: 6 Tablas *5 minutos por tabla = 25 min
Tamaño Total de las tablas: 366 MB, 61 MB por tabla

Línea de Comando usada:

C:\Users\Theliel\Desktop\rtgen md5 loweralpha 1 7 0 2400 4000000 0
C:\Users\Theliel\Desktop\rtgen md5 loweralpha 1 7 1 2400 4000000 0
C:\Users\Theliel\Desktop\rtgen md5 loweralpha 1 7 2 2400 4000000 0
C:\Users\Theliel\Desktop\rtgen md5 loweralpha 1 7 3 2400 4000000 0
C:\Users\Theliel\Desktop\rtgen md5 loweralpha 1 7 4 2400 4000000 0
C:\Users\Theliel\Desktop\rtgen md5 loweralpha 1 7 5 2400 4000000 0

Una vez las tablas han sido creadas y preparadas, tan solo es necesario introducir el hash que se desea invertir. La utilidad de dividir una tabla rainbow en trozos no es otro que evitar generar un solo archivo monstruoso, de esta forma es facil crear tablas rainbow con la ayuda de muchos voluntarios, cada uno por ejemplo podría generar una sola tabla. Con las tablas generadas, deberíamos de ser capaces de invertir con un 98% de acierto cualquier hash que venga de un nombre de usuario, contrasaeña… que contenga menos de 8 caracteres y esté en minúsculas sin números ni signos. Veamos ejemplos:

Usuario: 664DA32C1BA6F93F2899FE82C73DBFAF
Contraseña: B67885AB956F9D8F8946768F2E362E92

C:\Users\Theliel\rcrack *.rt -h 664DA32C1BA6F93F2899FE82C73DBFAF
traversing rt group #0 for 1 hash (remain = 0, traversed = 0, skipped = 0)
traversing rt group #1 for 1 hash (remain = 0, traversed = 0, skipped = 0)
disk: md5_loweralpha#1-7_0_2400x4000000_0.rt: 64000000 bytes read
searching for 1 hash…
disk: md5_loweralpha#1-7_1_2400x4000000_0.rt: 64000000 bytes read
searching for 1 hash…
plaintext of 664da32c1ba6f93f2899fe82c73dbfaf is theliel
disk: thread aborted

statistics
——————————————————-
plaintext found: 1 of 1
total time: 1.78 s
time of chain traverse: 0.41 s
time of alarm check: 0.11 s
time of wait: 1.15 s
time of other operation: 0.11 s
time of disk read: 1.67 s
hash & reduce calculation of chain traverse: 5752802
hash & reduce calculation of alarm check: 1171435
number of alarm: 1662
speed of chain traverse: 14.17 million/s
speed of alarm check: 10.65 million/s

result
——————————————————-
664da32c1ba6f93f2899fe82c73dbfaf theliel hex:7468656c69656c

C:\Users\Theliel\Desktop\rcrack *.rt -h B67885AB956F9D8F8946768F2E362E92
traversing rt group #0 for 1 hash (remain = 0, traversed = 0, skipped = 0)
disk: md5_loweralpha#1-7_0_2400x4000000_0.rt: 64000000 bytes read
disk: md5_loweralpha#1-7_1_2400x4000000_0.rt: 64000000 bytes read
searching for 1 hash…
traversing rt group #1 for 1 hash (remain = 0, traversed = 0, skipped = 0)
searching for 1 hash…
plaintext of b67885ab956f9d8f8946768f2e362e92 is talento
disk: md5_loweralpha#1-7_2_2400x4000000_0.rt: 64000000 bytes read
disk: thread aborted

statistics
——————————————————-
plaintext found: 1 of 1
total time: 0.76 s
time of chain traverse: 0.45 s
time of alarm check: 0.08 s
time of wait: 0.22 s
time of other operation: 0.02 s
time of disk read: 0.75 s
hash & reduce calculation of chain traverse: 5752802
hash & reduce calculation of alarm check: 1124940
number of alarm: 1624
speed of chain traverse: 12.73 million/s
speed of alarm check: 14.42 million/s

result
——————————————————-
b67885ab956f9d8f8946768f2e362e92 talento hex:74616c656e746f

Increíble, ¿cierto? En un par de segundos el hash ha sido invertido. Estas tablas podrían ser reutilizadas cada vez que se necesitase, aunque es evidente que las tablas creadas son limitadas. Imaginar el proceso con tablas mucho más completas. A día de hoy es posible invertir cualquier hash cuyo mensaje original sea menor a a unos 13 caracteres simples. Queda una incógnita por cubrir… en realidad infinitos mensajes de entrada pueden producir el mismo hash en la salida. Esto implica que en una misma tabla hash podrían ocurrir colisiones, en las que dos mensajes tienen el mismo hash. Lo normal en estos casos sería listar todas las posibilidades encontradas, el sentido común haría el resto.

¿Conclusión? Usar siempre contraseñas seguras, contraseñas de longitud nunca menor a 8 caracteres y usando combinaciones de letras mayusculas y minusculas, números y símbolos. De cara a un programador, jamás usar Hash sin salt. Las tablas Rainbow son un recurso poderosísimo como hemos podido ver, capaz de romper casi al instante un hash. La siguiente pregunta podría ser como puede un atacante obtener un hash, pero esto está indicado en el tema sobre Sniffing.

Brute Force y Diccionarios

Hasta ahora todo lo que hemos visto es como atacar a un Hash. Ahora veremos un par de sistemas que podrían ser usados prácticamente para atacar cualquier sistema criptográfico, ya sea un cifrado simétrico, asimétrico o un hash.

Brute Force es un término coloquial para designar un tipo de ataques que se versa simplemente en el poder computacional de los sistemas modernos. Brute Force (Fuerza bruta) básicamente lo que realiza es probar una a una todas las combinaciones posibles de una posible key (en caso de un cifrado) o posibles hash en caso de un hash. De echo, las tablas Rainbow serían algo así como unas tablas precomputadas brute force para los hash, ya que lo que contienen no es más que todas las posibles de la entrada. Las técnicas de fuerza bruta no obstante suelen quedarse como última solución, ya que su éxito o fracaso tan solo está directamente relacionado con la complejidad de la contraseña, y como hemos dicho ya por complejidad nos referimos al set de caracteres usado, así como a la longitud de esta.

La fuerza bruta clásica es simple de comprender. Imaginar que se tiene un maletín con apertura con combinación con 3 ruletas de números, que van entre 0-9 y cuya key hemos olvidado. Podríamos probar todas las opciones posible para tratar de adivinar cual es: “000, 001, 002, 003, 004… 997, 998, 999″. Serían unas 1000 combinaciones. Esto hacerlo a mano podría ser incluso factible, pero tan solo estamos hablando de 3 cifras (caracteres). Si transladamos esto a un algoritmo como AES cucya Key se desconoce, es exactamente lo mismo, serían necesarias unas 1000 combinaciones (Siempre hablando en el peor de los casos) para lograr la key. Pero que sucede si aumentamos ese “Set de caracteres”?

Actualmente la capacidad de cálculo de un procesador es impresionante, y si incluimos la posibilidad de poder usar nuestra tarjeta de vídeo para dicho propósito, podemos multiplicar incluso por x100 o x1000 el rendimiento!! Pero aun así, ¿hasta que punto es posible atacar con fuerza bruta un sistema? Primero tendríamos que presuponer una capacidad de cálculo estimada de nuestros sistemas, y a partir de ahí hacer suposiciones y aproximaciones de hasta que complejidad es viable atacar una key por fuerza bruta. El problema es que el tiempo para poder verificar una key u otra varía del algoritmo usado. Veamos algunos ejemplos sobre la capacidad de cómputo de un PC, las mostradas corresponden aproximadamente al PC usado en la redacción de este artículo:

Algoritmo CryptoZip: 50 Millones de contraseñas por segundo -> Clásico cifrado usado en archivos ZIP
Algoritmo AES-256: 1000 contraseñas por segundo -> Cifrado simétrico actual usado en archivos ZIP

Como podemos ver, hay más que ligeras diferencias. Con esos datos, podríamos por tanto esclarecer aproximadamente la viabilidad de poder romper una key en un tiempo razonable. Según esos datos, vamos a ver el tiempo estimado (máximo) necesario para romper diferentes ejemplos:

Key numérica CryptoZip de 13 caracteres de longitud: 67 horas -> viable
Key numérica CryptoZip de 17 caracteres de longitud: 257 días -> “viable”
Key minúscula CryptoZip de 11 caracteres de longitud: 884 días -> no viable
Key minúscula CryptoZip de 8 caracteres de longitud: 1.2 horas -> viable
Key minúscula+numérica CryptoZip de 11 caracteres de longitud: 86 años ->no viable
Key minúscula+numérica CryptoZip de 8 caracteres de longitud: 16 horas ->viable
Key minúscula+numérica+mayúscula CryptoZip de 9 caracteres de longitud: 9 años -> no viable
Key minúscula+numérica+mayúscula CryptoZip de 8 caracteres de longitud: 51 días -> “viable”
Key minúscula+numérica+mayúscula+símbolos CryptoZip de 8 caracteres de longitud: 3 años -> no viable
Key minúscula+numérica+mayúscula+símbolos CryptoZip de 6 caracteres de longitud: 3.2 horas -> viable

Key numérica AES-256 de 9 caracteres de longitud: 9 días -> “viable”
Key minúscula AES-256 de 7 caracteres de longitud: 97 días -> “no viable”
Key minúscula+numérica AES-256 de 6 caracteres de longitud: 26 días -> “viable”
Key minúscula+numérica+mayúscula AES-256 de 5 caracteres de longitud: 10.7 días -> viable
Key minúscula+numérica+mayúscula+símbolos AES-256 de 4 caracteres de longitud: 19.2 horas -> viable

De todos estos datos podemos sacar ciertas conclusiones. Cuando se está usando un algoritmo antiguo o relativamente rápido de verificar, sería posible recuperar keys de hasta 15 caracteres aproximadamente si es solo numérica, de unos 8-9 si contiene tan solo letras minúsculas y números, pero no más de 6-7 caracteres para keys que son complejas.

En caso de AES-256 es aun peor. En el mejor de los casos, tan solo podríamos intentar romper keys de hasta 9 caracteres de longitud si fuesen tan solo numéricas. Para el resto de los casos, contraseñas mayores de 4-6 caracteres que fuesen complejas serían imposible de romper por fuerza bruta al estilo más clásico.

No obstante existen multitud de técnicas basadas en fuerza bruta para mejorar en mucho estas cifras. Por supuesto, en el momento que sales del método tradicional, abandonas la posibilidad de lograr la recuperación al 100%. La idea es intentar mantener el mayor índice de porcentaje posible reduciendo al máximo el número de combinaciones posibles. El problema de este método es que suelen estar basados en la estadística y otras técnicas, en la suposición, en lo que podemos llamar “común”:

• Diccionarios: Se presupone que la key/contraseña escogida pertenece a una palabra que existe en un diccionario previamente creado o calculado. La idea nace de que lo normal es que las personas usen nombres comunes para sus claves y contraseñas. No obstante los diccionarios más sofisticados no solo incluyen aquellas palabras que existen en un lenguaje u otro, sino posibles alternativas a ellas. El diccionario contendrá aun así cientos o miles de millones de posibles opciones, pero siempre serán exponencialmente menos que combinaciones posibles por fuerza bruta.
  Dado los múltiples problemas de esta técnica, suele usarse conjuntamente con métodos híbridos. Por ejemplo a la lista de entrada se le realizan modificaciones a todas sus letras de modo que se verifiquen todas las combinaciones posibles de cada entrada con letras mayúsculas o minúsculas. Así por ejemplo si tenemos la entrada “casa”, se probarán diferentes versiones de esta: “casa, Casa, cAsa, caSa, casA, CAsa, CaSa… CASA”. Esto hace aumentar enormemente el espacio de claves a probar, pero continuaría siendo exponencialmente menor a un ataque de fuerza bruta clásico.
  Otra posible “optimización” a un ataque de diccionario es la combinación. Es una cuestión de conocer como piensan los usuarios. Si bien es cierto que existe un porcentaje alto de usuarios que usan palabras “naturales” para sus contraseñas/keys, también existe un porcentaje alto que cree que una combinación de estas dos palabras resulta en una contraseña más segura. Por ello, otra mejora habitual en los ataques por contraseña es permitir la combinación de dos, o incluso tres, palabras que se encuentran en el mismo diccionario. De este modo si en el diccionario tenemos las palabras: “casa” y “antonio”, nuestro ataque comprobaría: “casa, antonio, casaantonio, antoniocasa”.
  Los ataques de diccionario son increíblemente rápidos, pero en contrapartida son completamente ineficaces cuando la contraseña/key usada no se encuentra en ellos, lo cual es facil si se crea esta sin ser una “palabra” con “sentido”.

• Fuerza bruta “inteligente”: La idea ha sido siempre reducir al máximo las combinaciones posibles. El diccionario es una técnica realmente eficaz, pero depende enormemente del diccionario, del lenguaje… y por supuesto del usuario y la contraseña que haya podido establecer. La fuerza bruta establece que cualquier combinación es posible (y realmente es así), en cambio esto no es cierto si se atienden a las estadísticas de los usuarios, contraseñas comunes, palabras empleadas, frases empleadas… lo cual lleva a replantearse la fuerza bruta. ¿Es posible eliminar combinaciones (estadísticamente hablando) por ejemplo si tenemos una key de hasta 8 caracteres en minúsculas? La estadística dice que existen combinaciones de letras que jamás se darán. Por ejemplo, no existen palabras en español que estén constituida por dos letras seguidas, excluyendo la “erre” y la “ele” (quizás exista alguna, pero el ejemplo es claro). Esto hace eliminar de un plumazo una cantidad considerable de combinaciones. Esto crea una serie de normas que van eliminando combinaciones y más combinaciones al ataque de fuerza bruta clásico, por ejemplo interpretando las letras que pueden ser usadas al inicio o al final, letras que suelen ir juntas o letras que no…
  Este tipo de fuerza bruta decrementa enormemente las posibles combinaciones, lo que hace que el ataque pueda ser llevado a cabo mucho más rapido. En contra partida de nuevo tenemos que un usuario podría siempre crear una key/contraseña que se saltase estas medidas. Por ejemplo la contraseña: “tYb,3hI?” sería imposible de detectar por ningún sistema casi con toda seguridad, tan solo por fuerza bruta clásica.

• Plantillas: Con plantillas nos referimos a la posibilidad de poder acotar la búsqueda de una key por fuerza bruta basándonos en ciertas reglas que nosotros mismos especificamos. Por ejemplo una plantilla podría ser simplemente especificar los primeros 4 caracteres de la contraseña, dejando para la fuerza bruta tan solo otros 4. O por ejemplo una plantilla podría ser igualmente especificar una palabra que estamos seguro que la clave contiene, dejando a la fuerza bruta que compruebe todas las posibilidades teniendo en cuenta que existen por ejemplo 4 caracteres que siempre estarán juntos, estén al inicio, en medio, al final…
  El problema con las plantillas es que dependen casi en su totalidad en lo que se pueda conocer a la víctima y que tipo de palabras ha podido usar. Pensar por ejemplo en fechas de cumpleaños, aniversarios… podríamos especificar por ejemplo que se verificasen todas las combinaciones posibles de hasta 12 caracteres que contengan la fecha “22051950″. Dado que son 8 caracteres, tan solo serían 5 caracteres por combinar, es decir, los 4 caracteres restantes que completarían los 12 caracteres más la fecha en sí, que sería tratado como un carácter más.
  De nuevo la eficacia dependerá de factores externos, como lo bien o mal que se conozca a quien puso la contraseña, a la suerte, a la perseverancia…

Posiblemente, uno de los “crackers” más famosos fue siempre John The Ripper, que fue creado originalmente para lograr obtener las contraseñas de Unix, almacenadas todas ellas tradicionalmente en un hash basado en DES (cifrado simétrico). Con el tiempo, el soporte para este “crackeador” de contraseñas fue ampliándose, soportando otros hash como los que usa Windows para almacenar sus claves de sesión. Esto puede hacernos pensar que el uso de la fuerza bruta ha ido cada vez más relegándose a un segundo plano, dada la complejidad del calculo necesario para poder computar contraseñas/key actuales. En cambio, la fuerza bruta posee dos cualidades únicas que hacen que posiblemente siempre sea una opción viable a considerar. Esto es así por dos motivos:

El primero, la fuerza bruta tiene un índice de probabilidad del 100% y teóricamente “siempre” podrán realizarse (en realidad existen métodos criptográficos en los que la fuerza bruta no es posible realizarse), solo es cuestión de tiempo, ya sean 1000 años o dos segundos.
La segunda característica, es que aunque sea necesario un mayor tiempo de cómputo o se usen cada vez keys más largas y complejas, la capacidad de cálculo actual se va incrementando de igual modo. Lo que actualmente un PC puede llevar a cabo en un año, simplemente por tener una tarjeta de video por ejemplo con soporte para CUDA, puede ser suficiente para reducir ese año a simplemente algunos segundos. Esto es posible a que la capacidad de cálculo en paralelo de una tarjeta de vídeo es muy superior a un procesador tradicional. Por ejemplo, es posible que la nueva generación de tarjetas de nVidia, la esperada familia basada en Fermi, pueda incrementar en un x10000 la velocidad de cómputo de contraseñas AES-256 especificadas anteriormente, eso hace que de 1000 contraseñas por segundo se pase a lo mejor a 10.000.000 de contraseñas por segundo. Es decir, no hay que perder de vista jamás que las capacidades de cálculo son mejoradas cada día, tanto tarjetas de vídeo como procesadores. Lo que hoy no es viable, mañana puede ser completamente viable.

El mejor ejemplo de esto es RSA. Es imposible factorizar en tiempo factible una key RSA-1024… pero esto tan solo es cierto a medias. Quizás fuese imposible hace unos años, quizás es imposible actualmente… pero cada día que pasa es más posible. Eso hace que actualmente RSA-1024 esté siendo sustituido casi en su totalidad a RSA-2048, es casi seguro que que vivamos para ver que RSA-4096 es lo mínimo para mantener el sistema seguro. Es decir… Brute Force será posiblemente siempre una técnica usada y que tendrá siempre una efectividad decente.

Para acabar, vamos a ver lo simple que es usar John The Ripper para extraer las contraseñas de usuario de un iPod/iPhone. Todos sabemos que cuando se le realiza JB es posible acceder a él por medio de SSH. También sabemos que posee dos usuarios: “root” y “mobile”, y que en ambos la contraseña es “alpine”. ¿Pero como se ha llegado a esta disertación? ¿A caso Apple ha filtrado estas contraseñas? Vamos a extraerlas.

Lo primero que necesitamos es conocer en un sistema Unix en que archivos se almacenan las contraseñas. Esto se hace normalmente en uno o en dos, dependiendo si se está usando un ocultador o no. Si no se está usando, lo normal es que estas contraseñas y usuarios se encuentren en un archivo llamado passwd, que contiene los nombres de usuarios y las contraseñas en un hash-cifrado basado en DES llamado shadow. Dichos archivos en el iPod/iPhone se llaman “passwd” y “master.passwd”.

Una vez se obtienen ambos archivos, se debe de generar un archivo único que integra ambos archivos (esto es así por el propio sistema que usa UNIX para ello). Una vez obtenido este archivo único se realizaría un ataque de fuerza bruta. Dado que UNIX usa un hash muy débil (basado en DES), es fácil romperlo:

C:\Users\Theliel\Desktop\>unshadow passwd master.passwd > contra
“contra” es el archivo “unificado”

C:\Users\Theliel\Desktop\>john contra
Loaded 2 password hashes with 2 different salts (Traditional DES [64/64 BS MMX])
alpine (mobile)
testtest (root)
guesses: 2 time: 0:00:10:47 (3) c/s: 2134K trying: testtart – testzirz

Para esta prueba, la contraseña de la cuenta mobile fue establecida de nuevo a su contraseña origen, y la contraseña root fue establecida a “testtest” para tener una contraseña con longitud de 8 caracteres. Hay que tener en cuenta que iPod/iPhone no soporta contraseñas mayores de 8 caracteres. Se puede observar como el ataque tubo éxito, siendo necesario tan solo unos 11 minutos en llevarse acabo. Este ataque de fuerza bruta difiere quizás un tanto del clásico ataque de fuerza bruta, dado que va dirigido a un Hash y no a un cifrado, pero básicamente es exactamente igual.

Si las tablas rainbow nos enseñaron a la necesidad de crear siempre los hash con salt, la fuerza bruta y todas sus variantes nos enseñan que la mejor protección ante este tipo de ataques no es solo un buen sistema de cifrado, sino una key, contraseña, clave de paso… que sea segura, con una longitud decente, que no sea personal, que… cuando se toman las medidas oportunas, este tipo de ataques está evocado al fracaso.

Criptoanálisis

El término Criptoanálisis es un poco ambiguo en la medida que podríamos considerar como “criptoanálisis” prácticamente cualquier ataque que queramos realizar contra la criptografía. En cambio podríamos, como ya dije en su momento tomar por criptoanálisis tan solo aquellas técnicas, generalmente estadísticas en combinación (o no) con otras, para lograr el resultado deseado, que puede ser desde la roptura completa de un sistema obteniendo una key, accediendo simplemente a la información cifrada o… así por ejemplo, la paradoja del cumpleaños aunque es usada para crear colisiones en los hash, podría interpretarse como tal como un sistema de criptoanálisis.

Esto no es un método nuevo creado en el siglo XXI, sino bastante antiguo. La idea de estudiar un manuscrito e intentar descifrarlo la conocemos desde los mismos jeroglíficos a notaciones musicales o muchos lenguajes ya desaparecidos. ¿Por qué? Es fácil, la mejor forma de “traducir” (aquí usamos el término descifrar) algo que se desconoce es buscar patrones en común, palabras que se repitan constantemente, distribución de los caracteres a lo largo del escrito… todo ello ayuda sobremaneramente para lograr una “traducción” de algo desconocido. En el caso de la criptografía en realidad es muy similar. Un ejemplo claro de criptografía lo encontramos cuando se habló de los diferentes modos de cifrado de los bloques de criptografía simétrica, en el que se sometió el cifrado CBC a un test sobre una imagen para verificar su fortaleza. En realidad, ese test lo que hace es mostrar gráficamente una serie de patrones repetidos por toda la imagen.

Entre los ataques de criptoanálisis más comunes podemos encontrar:

• Análisis de Frecuencias
• “Texto codificado” conocido
• “Texto plano” conocido
• Texto plano/codificado escogido

El análisis de frecuencias pudimos ya comprobarlo cuando vimos el método de codificación por bloques CBC. Pero puede ilustrarse de un modo aun más simple. Imaginar por ejemplo el cifrado de sustitución más simple, en el que cada letra del abecedario se mapea a otra letra de este. La key por tanto sería tan solo este mapeo. Es decir, si la Key fuese:

ZYXW….

Significaría que la A sería sustituída por la Z, la B pro la Y, la C por la X… para descifrar un texto de esta forma, tan solo tendría que tener la otra parte la mismaplantilla. Al leer Z la sustituiría por una A, las Y por B… este tipo de cifrado aunque pueda parecer trivial ha sido muy usado en la antigüedad. Hay que tener en cuenta que las matemáticas modernas, así como los dispositivos de computación que tenemos a día de hoy no se encontraban disponibles muchos años atrás, y que un cifrado tan aparentemente simple como el explicado podía ser suficiente para que, por ejemplo, dos amantes compartiesen cartas comprometidas, sin que ninguna tercera persona lograse descifrarlas.

Es cierto que con los sistemas modernos de codificaciones por bloque, los análisis de frecuencias van teniendo cada vez menos interés como método directo para estudiar un cifrado, no obstante continúa siendo usado tanto para verificar la resistencia de un buen cifrado como en la búsqueda de otros sistemas mucho más sofisticas en combinación con estos.

Estos análisis de frecuencias han sido muy usados durante muchos años, y a día de hoy constituyen siempre un comienzo a la hora de estudiar un cifrado concreto. Podríamos destacar igualmente el método de Kasiski, similar al que vamos a ver a continuación, pero orientado a conocer la longitud de las palabras, o extender el análisis de frecuencia al índice de coincidencia. Dependiendo de que tipo de cifrado sea, quizás sea mejor usar un método u otro. Para quien quiera jugar con todo esto, les recomiendo una vez más Cryptool.

Vamos a crea un ejemplo con el cifrado más básico de sustitución y verificar que con un ataque de análisis de frecuencia es posible recuperar el texto original. Gracias a ello, se podrá ir recuperando al mismo tiempo la “key” usada en el cifrado de dicho mensaje. Para llevar esta labor a cabo, tendremos que partir de un texto cifrado por sustitución, e intentar obtener el mensaje original a partir de este. Para este ejemplo he partido de un pequeño fragmento de “El Zahir”, un libro de Paulo Coelho (gran escritor, el libro es mu interesante igualmente). Dicho fragmento ha sido procesado con CryptoTool para generar un texto cifrado por sustitución usando una key aleatoría. Recordar que la key no es más que un mapeo de un carácter a otro, en el que ningun caractar en este caso está repetido, es decir, la asociación es 1 <– >1:

piczyiugwtxhzrxibkziqejiywxbikkziynwiqngsijmnifgypzjwzeirwjpigbaztxjugin
ikkitiyczypzikkzugiikkznirwfznwjzbrxnizkxyxsxykzjzvxbexjkzugiyiagiyxkxibp
xbhiynikwljzjirinwvzcwjibhzyxhxbpjzjwxeibyzjirwzmbxhcibxhcimrwzjihxjrzb
rxbgiypjzcwypxjwzhwibpxynwkiyritihiywbpibpzbrxriyhgljwjiknxnibpxibikugi
niiugwtxugimbgiypjxyhznwbxyineivzjxbzrwypzbhwzjyi

Al texto superior se le han eliminado tanto signos de puntuación como espacios, para que no sea posible percibir inicios o fin de palabras. Podemos ver el esquema que se ha usado para realizar esto:

Un texto original se cifra por medio de sustitución con una “key” que descnonocemos. Después de realizar la operación de cifrado, enviamos como texto plano el resultado para poder visualizarlo: “Texto cifrado”. Al mismo tiempo, la salida cifrada se pasa de nuevo por el descifrador que debería de devolvernos el texto original reconstruido: “Texto Reconstruido”. Dado que no hemos comenzado a aplicar el análisis de frecuencia, actualmente el texto Reconstruido es exactamente igual al texto cifrado. Por último se puede observar como a la salica cifrada se le ha aplicado un pequeño analizador de frecuencia, el cual nos devielve el porcentaje de aparición de cada letra. Visto de una manera más gráfica tenemos:

Frecuencia de caracteres del Texto Cifrado

Con estos datos, podemos comenzar por tanto un sistema de deducción basado en la estadística. Según la gráfica superior, el 16,37% de todos los caracteres son “I”, el 9.82% “Z”… ¿Como nos vale esto? Recurriendo ni más ni menos que a la estadística. Estos son los datos obtenidos de nuestro texto cifrado. ¿Pero que dicen las estadísticas del lenguaje castellano de forma general? Es decir, si conociésemos la frecuencia “global” media de las letras escritas de nuestro lenguaje, podríamos comenzar a deducir y reemplazar. En mi caso he usado como referencia la frecuencia de caracteres de “El Quijote”. Con cerca de medio millón de palabras, puede servir a groso modo como dato “fiable”. Lo ideal sería establecer una frecuencia basada en diferentes tipos de textos, a poder ser mucho más largos. Pero a modo de ejemplo es suficiente:

Frecuencia de Caracteres de "El Quijote"

Con este patrón que creemos “fiable” podemos por tanto comenzar a conjeturar. Según la frecuencia basada en “El Quijote”, las vocales ‘E’ ‘A’ y ‘O’ serían las letras con mayor frecuencia y en dicho orden. Si estableciésemos una correspondencia directa entre ambos análisis, tan solo tendríamos que sustituir las vocales citadas por aquellos caracteres con mayor frecuencia en el texto cifrado, que serían en el mismo orden: ‘I’ ‘Z’ y ‘X’. Si volvemos a CryptoTool y añadimos dichas letras en las posiciones adecuadas, comenzaremos a tener una primera versión de texto reconstruido, siempre y cuando la hipótesis aplicada de frecuencias sea correcta: ‘I = ‘E’, ‘Z’ = ‘A’, ‘X’ = ‘O’

pecayeugwtoharoebkaeqejeywobekkaeynweqngsejmnefgypajwaeerwjpegbaatojugen
ekketeycaypaekkaugeekkanerwfanwjabroneakoyosoykajavobeojkaugeyeageyokoebp
obheynekwljajerenwvacwjebhayohobpjajwoeebyajerwambohcebohcemrwajehojrab
robgeypjacwypojwahwebpoynwkeyreteheywbpebpabroreyhgljwjeknonebpoebekuge
neeugwtougembgeypjoyhanwboyeneevajobarwypabhwajye

Aun con 3 posible letras descodificadas, es imposible tener algo legible. Eso sí, hay que tener en cuenta que cada letra que es sustituídas y dado que es una sustitución 1 <–> 1, implica que para el resto de los caracteres las posibilidades van decreciendo igualmente. Podríamos continuar con las dos siguientes, pero si contemplamos las estadísticas de nuestro texto cifrado, tanto la ‘B’ como la ‘Y’ poseerían un porcentaje igual. En cambio si acudimos a las frecuencias de nuestros datos muestra, tenemos que las dos siguientes letras corresponderían a la ‘S’ y la ‘N’ en dicho orden. No obstante, podemos acudir a la frecuencia de repetición de dos caracteres juntos iguales. Si lo hacemos, obtenemos que los caracteres más repetidos (en parejas) correspondiente a nuestro texto cifrado son:

II: -> 2 apariciones, 0,59% del total
KK -> 4 apariciones, 1,18% del total

Y del mismo modo para nuestro texto de muestra:

LL:9258:0,00467523338292373
RR:2378:0,00120087545739821

De forma aplastante, LL es el carácter más repetido estadísticamente en nuestros datos de muestra. Si observamos los caracteres repetidos en nuestro texto cifrado tan solo tenemos dos, II y KK. No obstante, ‘I’ =’E', luego podríamos asumir sin duda alguna que ‘K’ = ‘L’. Al ser un texto pequeño, no disponemos de otros caracteres dobles que podamos sustituir por ‘R’. Pero al igual que tenemos carácteres dobles ampliamente usados en nuestro lenguaje, también tenemos combinaciones de 3 caracteres que prevalecen sobre las demas, como es el caso de ‘QUE’. Estadísticamente es la asociación de tres letras más repetida con muchísima diferencia. Si examinamos las agrupaciones de 3 caracteres en nuestro texto cifrado, existe curiosamente una asociación de 3 caracteres con un 1.46% de aparición, que corresponde a las letras ‘UGI’, si tenemos en cuenta además que la ‘I’ es una ‘E’, es evidente que U = Q y G = U

pecayequwtoharoeblaeqejeywobellaeynweqnusejmnefuypajwaeerwjpeubaatojquen
elleteycaypaellaqueellanerwfanwjabronealoyosoylajavobeojlaqueyeaueyoloebp
obheynelwljajerenwvacwjebhayohobpjajwoeebyajerwambohcebohcemrwajehojrab
robueypjacwypojwahwebpoynwleyreteheywbpebpabroreyhuljwjelnonebpoebelque
neequwtoquembueypjoyhanwboyeneevajobarwypabhwajye

Con el trabajo realizado por ahora, es posible ir dividiendo ya algunas de las palabras que van apareciendo, y sustituir también la ‘W’ = ‘I’, dado que es la vocal que nos resta, y después de QU -> es evidente que si no es una ‘E’, será una ‘I’. Con todas las vocales despejadas, y aun sin conocer cuales corresponderían estadísticamente a la ‘N’ y la ‘S’, si nos restaría con una probabilidad de 6.85% la ‘J’ de nuestro texto cifrado, que equivaldría a ‘J’ = ‘R’ en nuestros datos de muestra. Podemos por tanto agregarlo todo:

pecay equitoharoeblaeqereyiobellaeynieqnusermnefuypariaeerirpeubaatorquen
elleteycaypaella que ella nerifanirabronealoyosoylaravobeorlaqueyeaueyoloebp
obheynelilrarerenivacirebhayohobprarioeebyareriambohcebohcemriarehorrab
robueypraciyporiahiebpoynileyreteheyibpebpabroreyhulrirelnonebpoebelque
ne equitoquembueyproyhaniboyeneevarobariypabhiarye

Con ello podemos deducir sin mucho trabajo, ahora sí: ‘bueyproy’ que ‘B’ = ‘N’ e ‘Y’ = ‘S’, no hay más remedio, y poder formar así ‘NUESXRO/S’, con lo que además obtenemos también ‘P’ = ‘T’:

te cas equitoharo en la eqeresion ella esnieqnuserm ne fustaria eerirte unaatorquen
elletescastaella que ella nerifaniranronealosososlaravoneorla que se auesoloent
onhesnelilrarerenivacirenhaso hontrario eensare riamnohcenohcemriarehorranro
nuestra cistoria hientosnilesretehes intentanroreshulrirel nonento en el que
ne equitoque m nuestros haninos eneevaronaristanhiarse

Lo cual nos hace resolver del todo el texto cifrado. Si sustituimos la ‘H’ = ‘C’, ‘N’ = ‘M’, ‘M’ = ‘Y’, ‘F’ = ‘G’, ‘E’ = ‘P’, ‘R’ = ‘D’

te has equitohado en la eqpresion. ella es mi eqmuser y me gustaria pedirte un aatorque
me lletes hasta ella, que ella me diga mirandome a los osos la ravon por la que se aue solo entonhes
melilrare de mi vacir en caso contrario pensare ria y noche noche y ria recordando
nuestra historia cientos miles de teces intentando desculrir el momento en el que
me equitoque y nuestros caminos empevaron a distanciarse

Por último, solo nos queda terminar de colocar las pocas letras que nos quedan, añadir los espacios que nos restan y en todo casi si queremos añadir acentos, comas y otros para que el texto tenga mayor sentido. El texto descifrado correspondería a:

“Te has equivocado en la expresión. Ella es mi ex-mujer y me gustaría pedirte un favor: Que me lleves hasta ella, que ella me diga mirándome a los ojos la razón por la que se fue. Solo entonces me libraré de mi Zahir. En caso contrario pensaré día y noche, noche y día… recordando nuestra historia, cientos, miles de veces, intentando descubrir el momento en el que me equivoqué y nuestros caminos empezaron a distanciarse”

Texto codificado conocido puede parecer una perogrullada, parece evidente que siempre tendremos acceso al texto codificado, máxime cuando precisamente lo que se quiere realizar es desencriptarlo. Pero se especifica para indicar que tan solo tenemos acceso a dichos mensajes codificados. Un ataque de estas características implicaría estudiar tan solo los mensajes cifrados, y a partir de ellos lograr de alguna forma invertir el cifrado de estos, recuperar la key o lo que sea posible. Parece imposible a simple vista que simplemente por el estudio de estos mensajes cifrados se pueda llevar a alguna conclusión, en cambio ya vimos por ejemplo con el análisis de frecuencia (que realmente se aplica a un mensaje ya cifrado) que esto es posible.

Un ejemplo muy interesante sobre esto es una de las muchas vulnerabilidades de WEP, ese “sistema de seguridad” WIFI que aun está implantado en más de un 50% de los hogares, me atrevo a decir. WEP usa como vimos en su momento un sistema de cifrado simétrico basado en flujo, en concreto el algoritmo se conoce como RC4, y básicamente lo que hace es generar un flujo constante de bits que hacen de key para los datos que se van enviando/recibiendo, y dicho flujo es al mismo tiempo generado en el otro punto de la comunicación. La forma en la que se cifran los datos en RC4 dijimos que era realizando una operación lógica XOR entre el mensaje original y la key del stream (del flujo). El problema aparece cuando dos mensajes diferentes son encriptados con la misma key-stream. ¿Como es esto posible? es simple, si la key maestra no se modifica, la key-stream generada no será modificada tampoco. Para evitar que la key-stream se pueda repetir, se usa un vector de inicialización que se concatena con la key maestra, y a partir de dicha asociación se genera el stream necesario. Cada paquete enviado incluirá un vector de inicialización diferente, generado aleatoriamente, y que será transmitido al medio sin cifrar conjuntamente con el paquete cifrado, para que de este modo, los destinos puedan conoce el IV usado, concatenar el IV (vector de inicialización) con la key maestra que tienen y con ello generar el key-stream del paquete para poder desencriptar el contenido.

En teoría podría parecer un sistema seguro, el key-stream es diferente en cada paquete, con lo que no hay duplicación de key-stream. El problema es que el vector de inicialización de WEP es de 24 bits, es decir… es muy pequeño. ¿Que probabilidad existe de que se produzca una colisión? Es decir… ¿que se generen dos IVs iguales? podríamos decir que 2²⁴ pero como quedó ya constante, por la paradoja del cumpleaños esto no es así:

X(P,Y)= Raiz (2Y Ln (1/1-P))

Para una probabilidad de 0.99 (99%) necesitaríamso en el peor de los casos 12.431 paquetes aproximadamente. Es decir, cada trece mil paquetes wep, al menos dos estarán usando la misma key.

Ahor abien… ¿como influye esto? Tan solo hay que saber que la operación lógica XOR posee la propiedad conmutativa (y por supuesto su tabla de verdad). Imaginar por tanto que tenemos en nuesras manos 2 mensajes diferentes cifrados con la misma key-stream:

A y B son los mensajes, Cifrado (A) y Cifrado (B) los mensajes que hemos capturado, los cuales comparten la misma key. K es la key del paquete, es decir, la concatenación de la Master Key y el IV. Sk (K) sería por tanto la key-stream

Cifrado (A) = A XOR Sk (K) -> El cifrado de A se forma mediante el mensaje original y XOR key-stream
Cifrado (B) = B XOR Sk (K) -> El cifrado de B se forma mediante el mensaje original y XOR key-stream

Cifrado (A) XOR Cifrado (B) -> Por la propiedad conmutativa y con las ecuaciones superiores tenemos que:
(A XOR Sk (K)) XOR ((B XOR Sk (K)) = A XOR B XOR Sk (K) XOR Sk (K) -> Sk (K) XOR Sk (K) = 0 por definición
Cifrado (A) XOR Cifrado (B) = A XOR B

Es decir, si se realiza la operación XOR entre ambos mensajes encriptados, el resultado es el mismo que si se realiza la operación XOR a los mensajes no cifrados. La utilidad es inmediata, dado que sería posible descifrar el contenido de los mensajes originales, en el peor de los casos haciando un poco de fuerza bruta. Un ejemplo:

k 1= IV | MK
ks = RC4(k1)

A= 01011
B= 01101
ks= 11011

Cifrado (A) = 10000
Cifrado (B) = 10110

Cifrado (A) XOR Cifrado (B) = 00110 = A XOR B -> Se cumple!!

Se podría pasar a usar ahora por ejemplo fuerza bruta para intentar descubrir los posibles mensajes originales. Es cuestión de analizar las probabilidades que existen de encontrar el mensaje original, e ir probando. En el momento además que se obtenga uno de los mensajes, el otro es encontrado de forma automática también.

Acabamos de ver lo que entendíamos por la técnica de “texto cifrado conocido”, del mismo modo tenemos también la técnica conocida como “texto plano conocido“, en la que ahora no solo disponemos del texto cifrado, sino que también disponemos de todo o parte del contenido original. Es evidente que en este caso lo deseado no es obtener algo que ya tenemos. La idea es recuperar el resto del mensaje cifrado en caso de que tan solo tengamos el mensaje parcial o por el contrario ser capaces de recuperar la key original por medio de esta técnica.

Posiblemente el mejor ejemplo de “texto plano conocido” que podemos encontrar sea el sistema usado por el compresor ZIP. Esta técnica permitía extraer todos los archivos cifrados de un ZIP, sin necesidad de contraseña, simplemente poseyendo un archivo sin cifrar que estuviese ya dentro de dicho ZIP. Es decir, imaginar un archivo ZIP encriptado con una contraseña con las fotos más comprometidas de nuestros hermanos. Imaginar que tenemos alguna foto que el nos ha enseñado sin encriptar, fuera del ZIP. Podríamos recuperar todo el contenido.

Otro ejemplo podría ser también un cifrado como el que hemos hablado antes, de sustitución. Con saber una letra o un par de ellas del mensaje original, podría ser suficiente con suerte para llegar a deducir el resto. No hablo solo al cifrado de sustitución que ya mostré, sino alguno que pueda ser más complejo. De todos modos, es un sistema relativamente poco efectivo en los métodos de codificación modernos, siendo realmente vulnerabilidades de las propias implementaciones las que hacen posible este tipo de ataques y no el cifrado en sí.

Por último, podríamos disponer ya no solo material cifrado o sin cifrar como el que hemos visto, sino que material cifrado o sin cifrar que nosotros escogemos a conciencia para poder realizar nuestro criptoanálisis. Se conoce como “texto escogido”. Normalmente esta no es una opción viable, dado que es complicado poder disponer de un material cifrado o sin cifrar que hemos seleccionado previamente. No podemos decirle a una persona a la cual le interceptamos un mensaje que nos envíe otro mensaje tal y como nosotros lo queremos. Es decir, esta técnica queda reservada a un “pequeño” grupo, no de manera generalizada.

Por un lado tenemos los cifrados asimétricos, en los cuales en cualquier momento si que podemos disponer de cualquier material cifrado y sin cifrar que provenga de la clave pública del objetivo. Es cierto que no podremos disponer de texto escogido cifrado que provenga de su clave privada, pero al menos ya es algo. Es más, muchos de los ataques que se han realizado a sistemas RSA, han estado basados en textos escogidos para poder lograr (o no) la key privada. Aunque normalmente, estas vulnerabilidades suelen ser más propias de las implementaciones. Por ejemplo, sería muy interesante ver el comportamiento de una implementación SSL/TLS frente a lo mejor un mensaje creado a propósito que tan solo contiene una cadena inmensa de contenido vacío (0×00), o variar la longitud a voluntad para ver que tipo de Padding se está usando, o intentar… es decir que las opciones son múltiples. Es una herramienta muy poderosa, pero como hemos dicho reservada tan solo a escenarios bastante concretos.

Por otro lado podríamos tener aquellos sistemas en los que pudiésemos “obligar” a un cliente a enviarnos material específico. Esta por ejemplo es otra vulnerabilidad de nuestro ya más que hablado WEP, y es además como la mayoría de los atacantes logran recuperar las contraseñas WEP de los usuarios que aun las usan. Este ataque está basado por ejemplo en el reenvío masivo de paquetes ARP (ARP no será tratado en estas líneas). WEP no modifica en modo alguno la longitud de los paquetes, recordar que usa XOR para cifrarlos. ARP por otro lado son paquetes con una longitud determinada y que son fácilmente reconocidos por cualquiera, incluso estando cifrados. Estos paquetes ARP que son ampliamente conocidos, tienen una cabecera de 16 bytes que es común a todos ellos!. Es decir, los primeros 16 bytes de un paquete ARP son siempre los mismos, exactamente:

AA AA 03 00 00 00 08 06 -> Los primeros 8 Bytes de un paquete ARP
00 01 08 00 06 04 00 01 -> Los 8 Bytes siguientes de un paquete ARP

El último byte no obstante varía entre 01 y 02 si el paquete ARP es un “response” o un “request”. Por otro lado, dado que la MAC del frame no es cifrada por WEP, conocer si el paquete es un ARP response o un ARP request es sencillo (mirando el destino de la MAC o el origen de ella).

En ese momento ya conoceremos los primeros 16 bytes cifrados de u paquete ARP (enviados por el AP) y los 16 primeros bytes del paquete ARP sin cifrar (deducidos). Dado que los datos son cifrados por medio de XOR, si se realiza un XOR a los datos cifrados con los datos sin cifrar da exactamente la key usada para cifrarlos. Es decir, fácilmente podemos recuperar desde un paquete ARP 16 bytes de la key-stream, y dado que el IV se envía también sin encriptar, también se dispondrá del IV empleado para concatenar la master key que se usó para generar el key-stream

Para poder realizar un ataque completo a WEP es necesario la recolección de cierta cantidad de key-stream, cuando se obtiene dicha cantidad, por medios probabilísticos y un poco de fuerza bruta es posible la obtención de la key:

Side Channel

Por último, vamos a hablar del último grupo de posibles ataques a sistemas cifrados que podemos encontrar. Se llaman métodos Side Channel, es decir, métodos “paralelos”, realmente no buscan encontrar vulnerabilidades en el propio cifrado, sino que normalmente en el sistema en el que están implementados o en el medio por el que circulan dichos datos. Ojo!! no a la implementación de ellos!! sino en el sistema que son implementados. Para ello se estudia el comportamiento de dichos sistemas ante un cifrado o un descifrado.

Posiblemente a día de hoy sea el mayor riesgo para los cifrados. Dado que todos estos sistemas están siendo utilizados de un modo u otro en un hardware, este hardware se comportará siempre de manera diferente dependiendo de los datos que circulen por él. Por ejemplo, cuando se está descifrando un código en un PC, algún lugar de este se está procesando dicha Key. Por muy seguro que sea el cifrado si la key se encuentra en dicho momento en memoria, un atacante con acceso a dicho sistema podría intentar recuperar dicha key de la memoria del sistema. O quizás más famosos aun son los ataques de tiempos, que estudian el tiempo que requiere el procesador, la memoroa, la caché… en procesar el encriptado/desencriptado de los datos. En definitiva, la idea es estudiar el entorno y conocer como se comporta este ante diferentes tareas en el cifrado. Esto puede parecer ciencia ficción, pero realmente funciona, y supone u verdadero riesgo para los cifrados simétricos o asimétricos, así como a todas las comunicaciones a día de hoy.

Posiblemente los Side Channel más conocidos sean:

• Arranque en frío e inicio alternativo
• Monitorización del hardware
• Extracción directa
• Análisis Electromagnético
• Análisis de consumo y de estados
• Ataques de tiempo

Cold Boot o arranque en frío es una técnica destinada a la extracción de keys que son usadas por un sistema que aun estén residiendo en la memoria de este. Para que un sistema (ya sea un PC, un procesador criptográfico, un dispositivo portátil…) pueda utilizar una key, esta debe de pasar antes a su propia memoria RAM. La memoria RAM de estos dispositivos suele ser volátil, es decir, su información se pierde (se va degradando paulatinamente) inmediatamente después de que el suministro energético ha sido retirado. Es decir, mientras el sistma está arrancado, es normal que por ejemplo los módulos TPM de los que ya hemos hablado mantengan las Keys en la RAM de estos, que el PC arrancado en Windows tenga las Key de BitLocker o EFS en la memoria del sistema, que la key privada de nuestra smartcard esté en la RAM de este cuando se está usando… etc etc. Lo que sucede es que mientras el sistema está arrancado o en funcionamiento, estas keys pueden estar residiendo en la memoria si se están usando, pero tan solo mientras el sistema está conectado. Al cerrar el sistema y la alimentación se corta, la RAM deja de tener coherencia y los datos simplemente se desvanecen.Es por ello que la memoria necesita lo que se denominan ciclos de refresco, en los que la información de esta es reescrita de nuevo en ellos para que esta pueda mantener su información intacta. Al cortar la energía no se refrescará, con lo que la información se pierde. Esto lo observamos por ejemplo cuando un equipo está en suspensión. Un PC en suspensión en modo S3, deshabilita prácticamente todo el hardware del sistema… menos la RAM, la RAM continuará estando alimentada, refrescándose cuando sea necesario para poder mantener los datos.

Lo que sucede realmente es que esto no es algo inmediato. La información en la RAM no se desvanece de forma inmediata nada más apagar el sistema ni mucho menos, tiene un período de tiempo estimado, en el que a partir de dicho tiempo es una cuestión de probabilidad, hasta que hayan desaparecido del todo. ¿Cuanto es este tiempo? Depende de mil factores, lo que es seguro es que si la RAM se vuelve refrescar, los datos de esta se fijarán. Imaginemos ahora que tenemos ante nosotros un PC en suspensión S3, el cual sabemos que usa BitLocker o EFS para proteger su equipo. Nosotros sabemos que casi con toda seguridad en algún lugar de la memoria se encuentran las keys necesarias para poder acceder al sistema, dado que el propio sistema está arrancado y funcionando. Y aquí es donde aparece el Arranque en frío. Imaginar que durante unos instantes cortamos la energía al sistema, pero la volvemos a restablecer de forma que intentemos mantener intacta la mayor parte de la RAM posible. Al arrancarlo, dado que la RAM es posible que aun mantenga las keys en memoria, podríamos intentar a través de algún inicio alternativo al del sistema para volcar todo el contenido de la memoria en disco, para analizarlo con detenimiento con posterioridad. Quizás no podamos acceder a primera instancia al sistema, pero si podemos iniciar un segundo sistema operativo o alguna herramienta que nos permita realizar la tarea de volcar la memoria, es posible que en la memoria volcada esté aun residente algunas de las keys buscadas.

Se podría proteger así mismo el sistema para evitar incluso el acceso a un inicio alternativo por medio de un HDD externo, USB… pero aun así no sería algo definitivo, dado que siempre se podrían extraer físicamente (cuando sea posible claro) la RAM del sistema e implantarla en otro equipo o analizador para poder volcar su contenido.

Las únicas defensas ante este tipo de ataques es tomar las precauciones necesarias, por ejemplo jamás dejar un sistema que sea crítico conectado a la alimentación si no se está usando, usar hardware específico para almacenar las keys como por ejemplo tarjetas personales, obligar a usar PINs para proteger las keys… en fin. Aunque ningún método es fiable al 100%, al menos siempre se puede complicar la obtención. No pensar solo en un PC cuando se habla de criptografía, un movil, una PDA, una tarjeta inteligente… a fin de cuentas todos los dispositivos electrónicos funcionan de una forma muy similar: Memoria, uno o varios procesadores, registros, puertos de entrada/salida… por eso cualquier sistema que se requiera seguridad, podría implementar medidas para garantizar que cuando el sistema sea apagado las keys ya no residan de modo alguno en memoria, por ejemplo forzando el desmontaje de las unidades cifradas cuando no están en uso y técnicas similares, aunque como se ha dicho, lo mejor es simplemente no usar sistemas de suspensión S3 o de hibernación S4 en sistemas que deseamos que dispongan del mayor grado de seguridad.

Continuando con el estudio del hardware y el arranque en frío, nos topamos con la monitorización del hardware. Es evidente que cuando hablamos de Side Channel lo normal es mezclar la informática con la electrónica al más puro estilo. Dado que podemos conocer el funcionamiento exacto de un hardware o de un módulo TPM, de la memoria, del procesador… podríamos estudiar su funcionamiento electrónico en determinadas tareas, con herramientas como los osciladores, los analizadores lógicos, sensores de temperatura… es evidente que para todo ello es necesario tener acceso al hardware del sistema, tiempo y instrumentación.

Pensar en un sistema en el que las Keys sean almacenadas en un procesador criptográfico tipo TPM, y que este cuando lo cree oportuno carga la key en su propia memoria interna para ser utilizada. Imaginar que disponemos de instrumentación necesaria para “abrir” ese procesador criptográfico, que será un chip encapsulado en plástico, y conectar sus buses de datos a un analizador lógico. Una vez todo el sistema conectado y preparado, se realizará un arranque normal, pero a la par se estaría analizando toda la información que circularía por los buses de datos del módulo TPM. Si en algún momento la key viaja por los buses de datos de este, el analizador lógico será capaz de leerla. Esto mismo es aplicable a un PC, se podría conectar un analizador lógico a los buses de un PC e intentar buscar por ellos el dato deseado. La premisa es la misma, es buscar la key allí donde pueda circular.

Un método más agresivo a la monitorización del hardware sería el intentar la extracción directa. Las keys que son usadas para cualquier tipo de cifrado asimétrico suelen estar almacenadas, es lógico. Lo normal es que estén almacenadas en algún soporte extraible como una tarjeta criptográfica o en algún hardware especializado, tipo TPM. Da igual que estas estén protegidas o no por contraseña, ya que los PIN realmente lo que nos da es la llave para acceder a ella, pero de cualquier forma las keys están en dichos soportes de forma física. Si las keys están en ellas de forma física, en algún lugar de esa electrónica existirá un registro, una pequeña memoria (ya sea Flash, ROM, EEPROM…) que contiene dichos datos sensibles. Visto un todo desde fuera parece simplemente algo absurdo poder mirar ahí, pero desde un punto de vista electrónico es la mejor opción. Hay que tener en cuenta que la mayoría de las memorias ROM, EEPROM, FLash… se acceden de una forma “estandar”. Lo que sucede es que es la misma electrónica y procesadores que están en los circuitos los que es´tan diseñados para que el sistema no pueda acceder a ellos, pero no implica que no se pueda acceder a ellos manualmente. Podría ser por tanto posible acceder a los elementos hardware de dicha tarjeta criptográfica, hardware TPM… de forma que pudiésemos tener acceso a dichas memorias, y que por medio de algunos cables conectados en los puntos exactos y enviando las señales correctas a dicho hardware, este nos devolvería su contenido, revelando así los datos deseados. Es evidente que esto es tan solo la teoría, la práctica es mucha más compleja, se requiere de material especializado para ello y ni siquiera se puede decir que tenga un éxito rotundo, ya que dependerá de la electrónica, de la complejidad, de la seguridad… con la que fue dicho dispositivo creado. A fin de cuenta este tipo de Side Channel tan solo podremos verlo nosotros como teórico, aunque por supuesto es usado de forma práctica. Pensar en espionaje industrial, gobiernos, mafias…

Dejando de momento un poco el hardware concreto, ha existido una técnica sorprendente, yo la llamo análisis electromagnético. En física, cualquier paso de electrones es por un cable produce un campo eléctrico y por tanto un campo electromagnético. Ahora bien, pensemos por ejemplo en un cable de red Ethernet por el cual circula toda nuestra información. Ese flujo de información está produciendo que dicho cable ethernet esté emitiendo constantemente radiaciones electromagnéticas que podrían ser estudiadas, y a través de ellas ser capaces de conocer la información que viaja por ellos. Esta tecnología existe a día de hoy. Si bien es cierto que esto no afecta directamente a los sistemas de encriptación tal y como estamos explicando, estas técnicas podrían ser usadas de igual forma para estudiar las radiaciones electromagnéticas que proceden por ejemplo de una tarjeta criptográfica en funcionamiento, o un módulo TPM, y de este modo, como si de un analizador lógico se tratase, lograr el cometido deseado.

Por otro lado podríamos realizar un estudio analítico del consumo y el estado del hardware en las tareas de codificación/descondificación. Un procesador criptográfico o una CPU no requiere el mismo consumo energético para computar por ejemplo una key de 128 bits que para una de 192 bits. Todo este tipo de información es activamente utilizada en conjunción a otros ataques para poder lograr el fin deseado. Del mismo modo, se pueden monitorizar los estados que ocurren en el procesador, como por ejemplo si el procesador ha pasado a un estado de inactividad C6, si se ha introducido un error controlado en los datos para estudiar como se comporta el sistema… es decir, cualquier “trampa” que podamos imaginar para poder extraer cuantos más datos sea posible sobre el sistema, y con ello lograr descubrir que está circulando realmente por sus interiores, o si la key tiene que tener 4 o 5 caracteres o…

Por último, los análisis de tiempos podemos decir que son similares a los análisis de consumos, solo que en este caso se estudia sobre todo el tiempo de computación. Del mismo modo que el procesador tendrá un consumo mayor para computar una key mayor, también requerirá de más tiempo para dicha labor. Pero es más, es posible incluso que el tiempo que requiera un procesador para cifrar una key, por ejemplo: “101010″ sea diferente a la que se requiera para la key: “101011″ (se ha modificado un bit).

Se podrían estudiar estos tiempos o estados a lo mejor para ser capaz de aplicar correcciones estadísticas a ciertos algoritmos para la obtención de una clave privada desde una clave pública. Si el problema de esta es la imposibilidad de obtener la factorización, por medio de optimizaciones, cribas y otros gracias a estas técnicas, se podría diseñar para un sistema concreto un algoritmo que fuese capaz de factorizar la clave pública en un timpo razonable.

Otro posible uso sería estudiar el tiempo de la latencia de la red, de los sistemas de dos extremos que usen una conexión SSL/TLS y con ello realizar un estudio que pudiera indicarnos cual es la key privada que se está usando, dado que los tiempos, las latencias, los retrasos… todo ello puede verse afectado dependiendo de cada bit que pueda poseer la clave privada.

En Side Channel se estudian todas las posibilidades que puedan brindarnos un mayor grado de información de un sistema. Cuanta más información se pueda extraer de dicho sistema, más fácil o posible será poder atacarlo.

Para acabar, Actualmente existen técnicas para poner en jaque prácticamente cualquier tipo de cifrado o sistema de autentificación. Esto no implica que en la actualidad no exista nada seguro, simplemente no existe nada seguro al 100%, aunque si al 99.99%. Con una buena praxis y una buena educación en seguridad, un sistema informático o electrónico puede ser una bastión en toda regla frente a ataques externos.