Documentation/filesystems/ubifs-authentication.md

   1 % UBIFS Authentication
   2 % sigma star gmbh
   3 % 2018
   4
   5 # Introduction
   6
   7 UBIFS utilizes the fscrypt framework to provide confidentiality for file
   8 contents and file names. This prevents attacks where an attacker is able to
   9 read contents of the filesystem on a single point in time. A classic example
  10 is a lost smartphone where the attacker is unable to read personal data stored
  11 on the device without the filesystem decryption key.
  12
  13 At the current state, UBIFS encryption however does not prevent attacks where
  14 the attacker is able to modify the filesystem contents and the user uses the
  15 device afterwards. In such a scenario an attacker can modify filesystem
  16 contents arbitrarily without the user noticing. One example is to modify a
  17 binary to perform a malicious action when executed [DMC-CBC-ATTACK]. Since
  18 most of the filesystem metadata of UBIFS is stored in plain, this makes it
  19 fairly easy to swap files and replace their contents.
  20
  21 Other full disk encryption systems like dm-crypt cover all filesystem metadata,
  22 which makes such kinds of attacks more complicated, but not impossible.
  23 Especially, if the attacker is given access to the device multiple points in
  24 time. For dm-crypt and other filesystems that build upon the Linux block IO
  25 layer, the dm-integrity or dm-verity subsystems [DM-INTEGRITY, DM-VERITY]
  26 can be used to get full data authentication at the block layer.
  27 These can also be combined with dm-crypt [CRYPTSETUP2].
  28
  29 This document describes an approach to get file contents _and_ full metadata
  30 authentication for UBIFS. Since UBIFS uses fscrypt for file contents and file
  31 name encryption, the authentication system could be tied into fscrypt such that
  32 existing features like key derivation can be utilized. It should however also
  33 be possible to use UBIFS authentication without using encryption.
  34
  35
  36 ## MTD, UBI & UBIFS
  37
  38 On Linux, the MTD (Memory Technology Devices) subsystem provides a uniform
  39 interface to access raw flash devices. One of the more prominent subsystems that
  40 work on top of MTD is UBI (Unsorted Block Images). It provides volume management
  41 for flash devices and is thus somewhat similar to LVM for block devices. In
  42 addition, it deals with flash-specific wear-leveling and transparent I/O error
  43 handling. UBI offers logical erase blocks (LEBs) to the layers on top of it
  44 and maps them transparently to physical erase blocks (PEBs) on the flash.
  45
  46 UBIFS is a filesystem for raw flash which operates on top of UBI. Thus, wear
  47 leveling and some flash specifics are left to UBI, while UBIFS focuses on
  48 scalability, performance and recoverability.
  49
  50
  51
  52         +------------+ +*******+ +-----------+ +-----+
  53         |            | * UBIFS * | UBI-BLOCK | | ... |
  54         | JFFS/JFFS2 | +*******+ +-----------+ +-----+
  55         |            | +-----------------------------+ +-----------+ +-----+
  56         |            | |              UBI            | | MTD-BLOCK | | ... |
  57         +------------+ +-----------------------------+ +-----------+ +-----+
  58         +------------------------------------------------------------------+
  59         |                  MEMORY TECHNOLOGY DEVICES (MTD)                 |
  60         +------------------------------------------------------------------+
  61         +-----------------------------+ +--------------------------+ +-----+
  62         |         NAND DRIVERS        | |        NOR DRIVERS       | | ... |
  63         +-----------------------------+ +--------------------------+ +-----+
  64
  65             Figure 1: Linux kernel subsystems for dealing with raw flash
  66
  67
  68
  69 Internally, UBIFS maintains multiple data structures which are persisted on
  70 the flash:
  71
  72 - *Index*: an on-flash B+ tree where the leaf nodes contain filesystem data
  73 - *Journal*: an additional data structure to collect FS changes before updating
  74   the on-flash index and reduce flash wear.
  75 - *Tree Node Cache (TNC)*: an in-memory B+ tree that reflects the current FS
  76   state to avoid frequent flash reads. It is basically the in-memory
  77   representation of the index, but contains additional attributes.
  78 - *LEB property tree (LPT)*: an on-flash B+ tree for free space accounting per
  79   UBI LEB.
  80
  81 In the remainder of this section we will cover the on-flash UBIFS data
  82 structures in more detail. The TNC is of less importance here since it is never
  83 persisted onto the flash directly. More details on UBIFS can also be found in
  84 [UBIFS-WP].
  85
  86
  87 ### UBIFS Index & Tree Node Cache
  88
  89 Basic on-flash UBIFS entities are called *nodes*. UBIFS knows different types
  90 of nodes. Eg. data nodes (`struct ubifs_data_node`) which store chunks of file
  91 contents or inode nodes (`struct ubifs_ino_node`) which represent VFS inodes.
  92 Almost all types of nodes share a common header (`ubifs_ch`) containing basic
  93 information like node type, node length, a sequence number, etc. (see
  94 `fs/ubifs/ubifs-media.h`in kernel source). Exceptions are entries of the LPT
  95 and some less important node types like padding nodes which are used to pad
  96 unusable content at the end of LEBs.
  97
  98 To avoid re-writing the whole B+ tree on every single change, it is implemented
  99 as *wandering tree*, where only the changed nodes are re-written and previous
 100 versions of them are obsoleted without erasing them right away. As a result,
 101 the index is not stored in a single place on the flash, but *wanders* around
 102 and there are obsolete parts on the flash as long as the LEB containing them is
 103 not reused by UBIFS. To find the most recent version of the index, UBIFS stores
 104 a special node called *master node* into UBI LEB 1 which always points to the
 105 most recent root node of the UBIFS index. For recoverability, the master node
 106 is additionally duplicated to LEB 2. Mounting UBIFS is thus a simple read of
 107 LEB 1 and 2 to get the current master node and from there get the location of
 108 the most recent on-flash index.
 109
 110 The TNC is the in-memory representation of the on-flash index. It contains some
 111 additional runtime attributes per node which are not persisted. One of these is
 112 a dirty-flag which marks nodes that have to be persisted the next time the
 113 index is written onto the flash. The TNC acts as a write-back cache and all
 114 modifications of the on-flash index are done through the TNC. Like other caches,
 115 the TNC does not have to mirror the full index into memory, but reads parts of
 116 it from flash whenever needed. A *commit* is the UBIFS operation of updating the
 117 on-flash filesystem structures like the index. On every commit, the TNC nodes
 118 marked as dirty are written to the flash to update the persisted index.
 119
 120
 121 ### Journal
 122
 123 To avoid wearing out the flash, the index is only persisted (*commited*) when
 124 certain conditions are met (eg. `fsync(2)`). The journal is used to record
 125 any changes (in form of inode nodes, data nodes etc.) between commits
 126 of the index. During mount, the journal is read from the flash and replayed
 127 onto the TNC (which will be created on-demand from the on-flash index).
 128
 129 UBIFS reserves a bunch of LEBs just for the journal called *log area*. The
 130 amount of log area LEBs is configured on filesystem creation (using
 131 `mkfs.ubifs`) and stored in the superblock node. The log area contains only
 132 two types of nodes: *reference nodes* and *commit start nodes*. A commit start
 133 node is written whenever an index commit is performed. Reference nodes are
 134 written on every journal update. Each reference node points to the position of
 135 other nodes (inode nodes, data nodes etc.) on the flash that are part of this
 136 journal entry. These nodes are called *buds* and describe the actual filesystem
 137 changes including their data.
 138
 139 The log area is maintained as a ring. Whenever the journal is almost full,
 140 a commit is initiated. This also writes a commit start node so that during
 141 mount, UBIFS will seek for the most recent commit start node and just replay
 142 every reference node after that. Every reference node before the commit start
 143 node will be ignored as they are already part of the on-flash index.
 144
 145 When writing a journal entry, UBIFS first ensures that enough space is
 146 available to write the reference node and buds part of this entry. Then, the
 147 reference node is written and afterwards the buds describing the file changes.
 148 On replay, UBIFS will record every reference node and inspect the location of
 149 the referenced LEBs to discover the buds. If these are corrupt or missing,
 150 UBIFS will attempt to recover them by re-reading the LEB. This is however only
 151 done for the last referenced LEB of the journal. Only this can become corrupt
 152 because of a power cut. If the recovery fails, UBIFS will not mount. An error
 153 for every other LEB will directly cause UBIFS to fail the mount operation.
 154
 155
 156        | ----    LOG AREA     ---- | ----------    MAIN AREA    ------------ |
 157
 158         -----+------+-----+--------+----   ------+-----+-----+---------------
 159         \    |      |     |        |   /  /      |     |     |               \
 160         / CS |  REF | REF |        |   \  \ DENT | INO | INO |               /
 161         \    |      |     |        |   /  /      |     |     |               \
 162          ----+------+-----+--------+---   -------+-----+-----+----------------
 163                  |     |                  ^            ^
 164                  |     |                  |            |
 165                  +------------------------+            |
 166                        |                               |
 167                        +-------------------------------+
 168
 169
 170                 Figure 2: UBIFS flash layout of log area with commit start nodes
 171                           (CS) and reference nodes (REF) pointing to main area
 172                           containing their buds
 173
 174
 175 ### LEB Property Tree/Table
 176
 177 The LEB property tree is used to store per-LEB information. This includes the
 178 LEB type and amount of free and *dirty* (old, obsolete content) space [1] on
 179 the LEB. The type is important, because UBIFS never mixes index nodes with data
 180 nodes on a single LEB and thus each LEB has a specific purpose. This again is
 181 useful for free space calculations. See [UBIFS-WP] for more details.
 182
 183 The LEB property tree again is a B+ tree, but it is much smaller than the
 184 index. Due to its smaller size it is always written as one chunk on every
 185 commit. Thus, saving the LPT is an atomic operation.
 186
 187
 188 [1] Since LEBs can only be appended and never overwritten, there is a
 189 difference between free space ie. the remaining space left on the LEB to be
 190 written to without erasing it and previously written content that is obsolete
 191 but can't be overwritten without erasing the full LEB.
 192
 193
 194 # UBIFS Authentication
 195
 196 This chapter introduces UBIFS authentication which enables UBIFS to verify
 197 the authenticity and integrity of metadata and file contents stored on flash.
 198
 199
 200 ## Threat Model
 201
 202 UBIFS authentication enables detection of offline data modification. While it
 203 does not prevent it, it enables (trusted) code to check the integrity and
 204 authenticity of on-flash file contents and filesystem metadata. This covers
 205 attacks where file contents are swapped.
 206
 207 UBIFS authentication will not protect against rollback of full flash contents.
 208 Ie. an attacker can still dump the flash and restore it at a later time without
 209 detection. It will also not protect against partial rollback of individual
 210 index commits. That means that an attacker is able to partially undo changes.
 211 This is possible because UBIFS does not immediately overwrites obsolete
 212 versions of the index tree or the journal, but instead marks them as obsolete
 213 and garbage collection erases them at a later time. An attacker can use this by
 214 erasing parts of the current tree and restoring old versions that are still on
 215 the flash and have not yet been erased. This is possible, because every commit
 216 will always write a new version of the index root node and the master node
 217 without overwriting the previous version. This is further helped by the
 218 wear-leveling operations of UBI which copies contents from one physical
 219 eraseblock to another and does not atomically erase the first eraseblock.
 220
 221 UBIFS authentication does not cover attacks where an attacker is able to
 222 execute code on the device after the authentication key was provided.
 223 Additional measures like secure boot and trusted boot have to be taken to
 224 ensure that only trusted code is executed on a device.
 225
 226
 227 ## Authentication
 228
 229 To be able to fully trust data read from flash, all UBIFS data structures
 230 stored on flash are authenticated. That is:
 231
 232 - The index which includes file contents, file metadata like extended
 233   attributes, file length etc.
 234 - The journal which also contains file contents and metadata by recording changes
 235   to the filesystem
 236 - The LPT which stores UBI LEB metadata which UBIFS uses for free space accounting
 237
 238
 239 ### Index Authentication
 240
 241 Through UBIFS' concept of a wandering tree, it already takes care of only
 242 updating and persisting changed parts from leaf node up to the root node
 243 of the full B+ tree. This enables us to augment the index nodes of the tree
 244 with a hash over each node's child nodes. As a result, the index basically also
 245 a Merkle tree. Since the leaf nodes of the index contain the actual filesystem
 246 data, the hashes of their parent index nodes thus cover all the file contents
 247 and file metadata. When a file changes, the UBIFS index is updated accordingly
 248 from the leaf nodes up to the root node including the master node. This process
 249 can be hooked to recompute the hash only for each changed node at the same time.
 250 Whenever a file is read, UBIFS can verify the hashes from each leaf node up to
 251 the root node to ensure the node's integrity.
 252
 253 To ensure the authenticity of the whole index, the UBIFS master node stores a
 254 keyed hash (HMAC) over its own contents and a hash of the root node of the index
 255 tree. As mentioned above, the master node is always written to the flash whenever
 256 the index is persisted (ie. on index commit).
 257
 258 Using this approach only UBIFS index nodes and the master node are changed to
 259 include a hash. All other types of nodes will remain unchanged. This reduces
 260 the storage overhead which is precious for users of UBIFS (ie. embedded
 261 devices).
 262
 263
 264                              +---------------+
 265                              |  Master Node  |
 266                              |    (hash)     |
 267                              +---------------+
 268                                      |
 269                                      v
 270                             +-------------------+
 271                             |  Index Node #1    |
 272                             |                   |
 273                             | branch0   branchn |
 274                             | (hash)    (hash)  |
 275                             +-------------------+
 276                                |    ...   |  (fanout: 8)
 277                                |          |
 278                        +-------+          +------+
 279                        |                         |
 280                        v                         v
 281             +-------------------+       +-------------------+
 282             |  Index Node #2    |       |  Index Node #3    |
 283             |                   |       |                   |
 284             | branch0   branchn |       | branch0   branchn |
 285             | (hash)    (hash)  |       | (hash)    (hash)  |
 286             +-------------------+       +-------------------+
 287                  |   ...                     |   ...   |
 288                  v                           v         v
 289                +-----------+         +----------+  +-----------+
 290                | Data Node |         | INO Node |  | DENT Node |
 291                +-----------+         +----------+  +-----------+
 292
 293
 294            Figure 3: Coverage areas of index node hash and master node HMAC
 295
 296
 297
 298 The most important part for robustness and power-cut safety is to atomically
 299 persist the hash and file contents. Here the existing UBIFS logic for how
 300 changed nodes are persisted is already designed for this purpose such that
 301 UBIFS can safely recover if a power-cut occurs while persisting. Adding
 302 hashes to index nodes does not change this since each hash will be persisted
 303 atomically together with its respective node.
 304
 305
 306 ### Journal Authentication
 307
 308 The journal is authenticated too. Since the journal is continuously written
 309 it is necessary to also add authentication information frequently to the
 310 journal so that in case of a powercut not too much data can't be authenticated.
 311 This is done by creating a continuous hash beginning from the commit start node
 312 over the previous reference nodes, the current reference node, and the bud
 313 nodes. From time to time whenever it is suitable authentication nodes are added
 314 between the bud nodes. This new node type contains a HMAC over the current state
 315 of the hash chain. That way a journal can be authenticated up to the last
 316 authentication node. The tail of the journal which may not have a authentication
 317 node cannot be authenticated and is skipped during journal replay.
 318
 319 We get this picture for journal authentication:
 320
 321     ,,,,,,,,
 322     ,......,...........................................
 323     ,. CS  ,               hash1.----.           hash2.----.
 324     ,.  |  ,                    .    |hmac            .    |hmac
 325     ,.  v  ,                    .    v                .    v
 326     ,.REF#0,-> bud -> bud -> bud.-> auth -> bud -> bud.-> auth ...
 327     ,..|...,...........................................
 328     ,  |   ,
 329     ,  |   ,,,,,,,,,,,,,,,
 330     .  |            hash3,----.
 331     ,  |                 ,    |hmac
 332     ,  v                 ,    v
 333     , REF#1 -> bud -> bud,-> auth ...
 334     ,,,|,,,,,,,,,,,,,,,,,,
 335        v
 336       REF#2 -> ...
 337        |
 338        V
 339       ...
 340
 341 Since the hash also includes the reference nodes an attacker cannot reorder or
 342 skip any journal heads for replay. An attacker can only remove bud nodes or
 343 reference nodes from the end of the journal, effectively rewinding the
 344 filesystem at maximum back to the last commit.
 345
 346 The location of the log area is stored in the master node. Since the master
 347 node is authenticated with a HMAC as described above, it is not possible to
 348 tamper with that without detection. The size of the log area is specified when
 349 the filesystem is created using `mkfs.ubifs` and stored in the superblock node.
 350 To avoid tampering with this and other values stored there, a HMAC is added to
 351 the superblock struct. The superblock node is stored in LEB 0 and is only
 352 modified on feature flag or similar changes, but never on file changes.
 353
 354
 355 ### LPT Authentication
 356
 357 The location of the LPT root node on the flash is stored in the UBIFS master
 358 node. Since the LPT is written and read atomically on every commit, there is
 359 no need to authenticate individual nodes of the tree. It suffices to
 360 protect the integrity of the full LPT by a simple hash stored in the master
 361 node. Since the master node itself is authenticated, the LPTs authenticity can
 362 be verified by verifying the authenticity of the master node and comparing the
 363 LTP hash stored there with the hash computed from the read on-flash LPT.
 364
 365
 366 ## Key Management
 367
 368 For simplicity, UBIFS authentication uses a single key to compute the HMACs
 369 of superblock, master, commit start and reference nodes. This key has to be
 370 available on creation of the filesystem (`mkfs.ubifs`) to authenticate the
 371 superblock node. Further, it has to be available on mount of the filesystem
 372 to verify authenticated nodes and generate new HMACs for changes.
 373
 374 UBIFS authentication is intended to operate side-by-side with UBIFS encryption
 375 (fscrypt) to provide confidentiality and authenticity. Since UBIFS encryption
 376 has a different approach of encryption policies per directory, there can be
 377 multiple fscrypt master keys and there might be folders without encryption.
 378 UBIFS authentication on the other hand has an all-or-nothing approach in the
 379 sense that it either authenticates everything of the filesystem or nothing.
 380 Because of this and because UBIFS authentication should also be usable without
 381 encryption, it does not share the same master key with fscrypt, but manages
 382 a dedicated authentication key.
 383
 384 The API for providing the authentication key has yet to be defined, but the
 385 key can eg. be provided by userspace through a keyring similar to the way it
 386 is currently done in fscrypt. It should however be noted that the current
 387 fscrypt approach has shown its flaws and the userspace API will eventually
 388 change [FSCRYPT-POLICY2].
 389
 390 Nevertheless, it will be possible for a user to provide a single passphrase
 391 or key in userspace that covers UBIFS authentication and encryption. This can
 392 be solved by the corresponding userspace tools which derive a second key for
 393 authentication in addition to the derived fscrypt master key used for
 394 encryption.
 395
 396 To be able to check if the proper key is available on mount, the UBIFS
 397 superblock node will additionally store a hash of the authentication key. This
 398 approach is similar to the approach proposed for fscrypt encryption policy v2
 399 [FSCRYPT-POLICY2].
 400
 401
 402 # Future Extensions
 403
 404 In certain cases where a vendor wants to provide an authenticated filesystem
 405 image to customers, it should be possible to do so without sharing the secret
 406 UBIFS authentication key. Instead, in addition the each HMAC a digital
 407 signature could be stored where the vendor shares the public key alongside the
 408 filesystem image. In case this filesystem has to be modified afterwards,
 409 UBIFS can exchange all digital signatures with HMACs on first mount similar
 410 to the way the IMA/EVM subsystem deals with such situations. The HMAC key
 411 will then have to be provided beforehand in the normal way.
 412
 413
 414 # References
 415
 416 [CRYPTSETUP2]        http://www.saout.de/pipermail/dm-crypt/2017-November/005745.html
 417
 418 [DMC-CBC-ATTACK]     http://www.jakoblell.com/blog/2013/12/22/practical-malleability-attack-against-cbc-encrypted-luks-partitions/
 419
 420 [DM-INTEGRITY]       https://www.kernel.org/doc/Documentation/device-mapper/dm-integrity.txt
 421
 422 [DM-VERITY]          https://www.kernel.org/doc/Documentation/device-mapper/verity.txt
 423
 424 [FSCRYPT-POLICY2]    https://www.spinics.net/lists/linux-ext4/msg58710.html
 425
 426 [UBIFS-WP]           http://www.linux-mtd.infradead.org/doc/ubifs_whitepaper.pdf