dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Сделал специальный сервис для DNS – dns.1d.pw. Не торопитесь кликать – там нет A-записи, это именно что DNS-сервис, но он полезен для отладки и поиска причин возникновения проблем. Смысл вот в чём: если спросить в DNS TXT-запись для dns.1d.pw, то в ответ вернётся информация о том, как виден со стороны авторитативного сервера DNS-резолвер, который выполнил DNS-запрос. Вот простейший пример (здесь и далее используется утилита dig из пакета BIND):

$ dig dns.1d.pw -t TXT +short
"ns: dns-b"
"transport: UDP"
"src: [2a04:e4c0:10::145]:63761"
"target [id]: dns.1d.pw. [34301]"

Спрашивать нужно именно TXT: с A-записью – не получится. Кроме TXT – поддерживается только минимум: SOA и NS.

Ответ состоит из нескольких TXT-записей. Выясним, – пока кратко, – что в них видно (по порядку сверху вниз, как в примере):
внутренне имя авторитативного сервера, который обработал запрос (dns-b);
транспорт (UDP), по которому сервер получил запрос и ответил резолверу (то есть, не вашему клиенту, а именно резолверу);
IP-адрес узла, приславшего запрос, и номер порта ([2a04:e4c0:10::145]:63761); Здесь IPv6-адрес – сервис, естественно, поддерживает IPv6 тоже;
целевое имя, как его было видно в DNS-запросе, и код ID DNS-сообщения (dns.1d.pw. [34301]); дальше я объясню, почему это важно, хотя, казалось бы, имя и так известно.

И это не все параметры, которые присылает данный сервис.

Подобные сервисы существуют, и достаточно давно. Например, есть “очки” от Google: o-o.myaddr.google.com – показывает адрес резолвера и состав ECS, есть “пробник” от Akamai: whoami.ds.akahelp.net, и другие. Понятно, что у этих сервисов – свои ограничения. Например, я разу добавил поддержку DNS over TLS, поскольку данную технологию можно использовать между резолвером и авторитативными серверами (естественно, поддержка авторитативными серверам – редкость, но тем не менее).

Итак, технический смысл затеи: DNS-зона dns.1d.pw делегирована на специально разработанные NS-серверы, которые собирают данные о запросе, упаковывают их в TXT-записи, и отправляют в ответ. Такой способ позволяет информации пройти по цепочке, через резолвер. То есть, при штатной схеме работы, рекурсивный опрос для клиента выполняет рекурсивный резолвер, и именно это резолвер, в конце DNS-поиска, пришлёт запрос на авторитативный сервер. Например, если воспользоваться Google Public DNS, то мы увидим IP-адрес из пула DNS-сервисов Google (пример для 8.8.8.8):

$ dig @8.8.8.8 dns.1d.pw -t TXT +short
"ECS: 185.39.19.0/24/0"
"ns: dns-b"
"src: 74.114.29.150:43267"
"target [id]: dns.1d.Pw. [2909]"
"transport: UDP"

Обратите внимание, здесь добавилась информация о подсети источника запроса – ECS: 185.39.19.0/24/0. Это именно источник того запроса, который поступил в систему Google, а сервис DNS-резолвинга Google пронёс эту адресную информацию до авторитативного сервера. То есть, если вы используете сервис 8.8.8.8, то, – при прочих равных, – авторитативные серверы видят номер вашей подсети (обычно, это подсеть интернет-провайдера). Авторитативные серверы DNS – это не серверы Google, а подсеть видна даже в том случае, если прочий трафик завёрнут в VPN.

Кроме сведений о префиксе ECS, этот второй пример содержит другой адрес источника: 74.114.29.150 – IPv4-адрес резолвера Google. Сервис Google может приходить за DNS-данными и по IPv6, и по IPv4.

Приглядитесь к записи целевого имени – dns.1d.pw: при вызове dig имя записано строчными буквами, но в TXT-записи вернулось dns.1d.Pw (заглавная P). Именно так имя увидел авторитативный сервер. Что это? Это называется “рандомизация регистра символов” – один из дополнительных факторов защиты от спуфинга ответов, который применяет Google. Если воспользоваться аналогичным сервисом Cloudflare (1.1.1.1), то “рандомизации регистра” не случится:

$ dig @1.1.1.1 dns.1d.pw -t TXT +short
"target [id]: dns.1d.pw. [33389]"
"ns: dns-a"
"src: [2400:cb00:78:1024::ac44:b97b]:24308"
"transport: UDP"

Чтобы наблюдать такие эффекты и требуется возврат исходного имени в TXT-ответе. Дело в том, что изменяет имя резолвер, поэтому, без подобных хитростей, на DNS-клиенте резолвера обнаружить изменения нельзя.

Второй фактор защиты от спуфинга тоже можно видеть на распечатке выше: это номер транзакции (id – 33389). Сервер должен ответить с тем же номером, который отправил DNS-клиент в запросе. Третий типовой фактор – номер порта-источника (особенно актуально в UDP). Запросы в DNS отправляются на номер порта 53 (udp, tcp) и 853 (DNS over TLS), а номер порта-источника, соответственно, рандомизируется (должно быть сложно его угадать).

Сервис можно использовать для того, чтобы увидеть собственный внешний IP и параметры собственных DNS-запросов. Для этого нужно выступить в роли резолвера, направив DNS-запрос непосредственно узлу данного сервиса. Имена можно узнать, запросив список NS:

$ dig @8.8.8.8 dns.1d.pw -t NS +short
ns-dns-a.1d.pw.
ns-dns-b.1d.pw.

Спрашиваем напрямую ns-dns-a.1d.pw:

$ dig @ns-dns-a.1d.pw dns.1d.pw -t TXT +short
"target [id]: dns.1d.pw. [31841]"
"ns: dns-a"
"src: 185.39.19.199:26283"
"transport: UDP"

Получили в “src” IP-адрес, с которого отправлен локальный запрос (точнее: тот адрес, который видит внешний сервис – потому что может быть NAT и тому подобные штуки).

Основной транспорт для DNS – это UDP. Однако необходима и поддержка TCP. Сервис dns.1d.pw умеет отвечать по TCP. Да, контролировать протокол, который использует внешний резолвер, так просто не выйдет, но при локальнй подготовке запроса можно выбрать TCP при помощи флага +tcp утилиты dig. Проверяем:

$ dig @ns-dns-a.1d.pw dns.1d.pw -t TXT +short +tcp
"target [id]: dns.1d.pw. [9376]"
"ns: dns-a"
"src: 185.39.19.199:50169"
"transport: TCP"

Теперь указан TCP в качестве транспорта. TLS – не является обязательным. Однако это современная и весьма популярная технология, которая тут тоже поддерживается. Более того, сервис возвращает “расширенную информацию” – данные о версии TLS, о шифронаборах, о выбранном имени узла (SNI). Утилита dig поддерживает TLS (+tls). Проверяем:

$ dig @ns-dns-a.1d.pw dns.1d.pw -t TXT +tls +short
"target [id]: dns.1d.pw. [22366]"
"ns: dns-a"
"src: 185.39.19.199:59527"
"transport: TLS (1.3/X25519MLKEM768/TLS_CHACHA20_POLY1305_SHA256)"
"SNI: ns-dns-a.1d.pw"

Обратите внимание: здесь в записи имени DNS-узла – ns-dns-a.1d.pw – нельзя указывать крайнюю справа точку (которая превратила бы запись в FQDN, и которая для специалистов в DNS является чем-то само собой разумеющимся). Дело в том, что бэкенд сервиса использует реализацию TLS из типовой библиотеки Go. А типовая, “коробочная”, реализация TLS в Go строго не допускает финальные точки в составе хостнейма внутри расширения SNI – TLS-соединение просто не устанавливается. Такое поведение библиотеки, вообще говоря, вопрос весьма дискуссионный, но к теме этой записки он не относится: просто – не указывайте точку в конце, или используйте IP-адрес узла напрямую (возможно, я как-нибудь этот момент переделаю самостоятельно, ну или разработчики Go одумаются).

Вообще, TLS-сертификаты для авторитативных серверов, используемых в данном проекте, я выпустил через Let’s Encrypt, и это сертификаты для IP-адресов (v4/v6), что неплохо подходит для случая TLS на авторитативном DNS-сервере. А раз это сертификаты для IP-адресов, то для хостнеймов они так и так не валидны, но по умолчанию – dig здесь сертификаты и не проверяет на соответствие имён.

В поведение авторитативного сервера заложены и некоторые другие особенности, так что он не полностью соответствует “лучшим практикам” DNS, и это сделано специально. Например, как отмечено выше, в ответ на запрос A-записи – придёт ответ с флагом REFUSED, а это позволяет посмотреть на расширенные статусы DNS-ошибок, если запросить А-запись через сервис Google.

Кстати, в продолжение предыдущей записки про новые санкционные правила Let’s Encrypt. Что и как этот УЦ мог бы сделать для того, чтобы соблюдение правил реализовать технически? Дело в том, что ACME – это автоматический протокол, у него есть особенности (отсутствие строгого подтверждения аккаунта, отсутствие подтверждения заявки пользователем-человеком и т.д.).

Во-первых, понятно, можно сортировать заявки на выпуск сертификатов по именам доменов, отсекая .RU и др. Но это не помагает в других доменных зонах, и не помогает с сертификатами на IP-адреса.

Во-вторых, можно отказывать в заказах, поступающих по ACME со стороны IP-адресов, которые принадлежат “подсанкционным блокам”, например, по автономной системе. Но автономная система для ACME-клиента легко может быть из совсем другой страны. Более того, точность подобной геопривязки вообще не так высока, как считается.

В-третьих, можно было бы отслеживать принадлежность IP-адресов, относящихся к целевым объектам заказа: это адреса авторитативных серверов DNS-зоны, адреса веб-узлов и др. Это несколько лучше предыдущих пунктов, но тоже – так себе точность: всё может быть вынесено на “чужие” IP-префиксы и придётся доказывать, что администратор этих префиксов “знал и способствовал”, чем нарушил правила.

Самый эффективный вариант – использовать все три перечисленных способа сразу. Вот только автоматизируется это довольно плохо. А ACME – автоматический протокол. Хотя, строгая привязка регистраций .RU к ЕСИА тут как раз может быть интерпретирована УЦ так, что имена в зоне – подсанкционны все, поэтому для всех имён и нужно заблочить заказы сертификатов.

Пишут (id: 65656, между прочим), что Let’s Encrypt добавили в своё соглашение пользователя пункт о соблюдении санкционного режима США (и других “подходящих” стран). Из исходного документа очевидно, что ограничения распространяются так же просто на “рядовых жителей” (ordinarily resident) подсанкционных территорий. Это не то чтобы совсем “новелла”, но для Let’s Encrypt выглядит неожиданно. Но в соответствующем подпункте, который про жителей, речь пока только о территориях и странах, находящихся под полным “эмбарго” США – comprehensive U.S. sanctions. Занятно, что термин “ordinarily resident” – обозначает всякого, кто фактически проживает на заданной территории, то есть, это очень широкое понятие.

Кроме того, в правила добавлены явные и бесспорные упоминания подсанкционных “компаний и субъектов” – им нельзя сертификаты и нельзя “в их интересах действовать”. Санкции сейчас раздаются очень массово, так что, в принципе, с использованием сертификатов “свободного УЦ” Let’s Encrypt возникают большие трудности. Но не у всех, понятно – ибо сам-то этот УЦ позиционируется как “для всех”: “Encryption for Everybody” – написано на первой странице сайта очень большими буквами, но тут нужно понимать, что и кто именно составляют множество этих body. (Оговорка: на dxdt.blog используется TLS-сертификат от УЦ Let’s Encrypt, поскольку это пока что единственный вариант из “хорошо известных УЦ”, который мне всё ещё доступен; долго ли ещё будет доступен? что отберут раньше – домен или сертификаты? Пока что нет ответа.)

Занятно и то, что многие пересказывают версию, по которой, мол, Let’s Encrypt (LE) тут просто “закрепил в правилах уже действовавшую практику” – нет, это не так: раньше в LE отказывали в выпуске сертификатов для конкретных имён, прямо указанных в конкретных списках, поскольку в США установили специальное исключение из санкционного режима, касавшееся “этих ваших интернетов” – в узких кругах соответствующий юридический “казус” известен как “поправка имени Cisco”. Новое дополнение в правилах LE – позволяет применять расширенные основания для “ковровых” отказов и отзыва сертификатов. Естественно, просто так подобные изменения в правила не вносят. Если бы LE стремились бы сами что-то такое применять, то вписали бы раньше. Но раз вписали сейчас, то, очевидно, с целью прямого применения, потому что были какие-то внутри возражения, сомнения, зацепки. Посмотрим. (Есть небольшой шанс, что откатят, но реально небольшой.)

Очередное обновление сервиса ТЦИ audit.statdom.ru (САБИУ), который определяет разнообразные настройки DNS, TLS, HTTP и др., получив на вход DNS-имя узла.

В версии 1.4 появился вывод расширенной информации об SCT-метках в TLS-сертификатах, относящейся к так называемым “tiled-логам”. Tiled-логи – это разновидность логов Certificate Transparency, которые позволяют извлекать данные при помощи запроса отдельных “блоков”, а именно, через оптимизированное API мониторинга CT-логов: в рамках реализации этого API дерево лога разбивается на несколько уровней “соседних” узлов при помощи абстракции “замощения” (откуда название).

На скриншоте как раз выделены данные с индексом LeafIndex, который позволяет быстрее находить данные о нужном сертификате в tiled-логе. Такие SCT-метки сейчас добавляет в сертификаты Let’s Encrypt.

Всё чаще попадаются попытки внедрения IPv6-only (только IPv6) веб-узлов. И всё чаще встречается типовая техническая ошибка, этот процесс сопровождающая: для DNS-имени, указывающего на веб-узел, присутствует только AAAA-запись (то есть, только IPv6-адрес), но при этом все авторитативные серверы имён (NS) соответствующей доменной зоны – имеют только A-записи, только v4-адреса. В некотором роде – это удивительное техническое противоречие, граничащее с “карго-культом”: с v4 – доступ к такому сайту получить невозможно, так как нет адресной записи, но и получить v6-доступ, не воспользовавшись v4, тоже невозможно – потому что необходимо обратиться по v4-адресам NS.

IPv6 – не такой уж плохой протокол: многое там сделано даже логичнее практики v4. Но внедрять его “эксклюзивность” нужно аккуратно. Естественное и правильное решение для NS – добавить для авторитативных серверов IPv6-адреса, обеспечить по ним доступность DNS, а уж потом запускать IPv6-эксклюзивный веб-узел под AAAA-записью. Потому что тогда, при верном выборе зоны, все необходимые прикладные процессы смогут работать по IPv6, который уже заслуженно будет в приоритете (в корневой зоне DNS – IPv6 есть). Конечно, при наличии полной поддержки и v6, и v4 на клиенте – запрашивать нужно сразу и A, и AAAA-запись, отдавая приоритет AAAA при соединении. Но если есть только v4, то возникают дополнительные сложности.

Формально, ничего не запрещает не держать в DNS-зоне A-записи, а держать только AAAA, но раздавать эти AAAA исключительно через четвёртую версию протокола. Однако выглядит такая настройка максимально некрасиво, совсем не так, как IPv6-адреса на NS, и только A-запись – для веб-узла.

Более того, ситуация, когда на клиенте нет полноценного IPv6, а в целевой зоне – нет A-записи, и при этом сведения об отсутствии такой записи можно получить только через v4, вполне может трактоваться клиентом как отсутствие IP-доступа к веб-узлу совсем, вне зависимости от версии IP: нет адресной записи и – всё. И такой сигнал отсутствия даже может кешироваться на клиенте, перекрывая повторный доступ после того, как IPv6 на клиенте включился (конечно, в рамках той же сессии прикладного ПО, но такое – вполне возможно, так как сетевой интерфейс с полноценным v6 мог подняться позже, по команде пользователя). Дело в том, что после включения v6 можно было бы спросить AAAA-запись в DNS, но этому мешает флаг “отсутствует адресная запись”, уже установленны прикладным или системным ПО, который флаг, предположим, является универсальным, то есть, не зависит от версий v4/v6.

(Бывают, кстати, и другие “косые” ситуации: в vk.com, например, IPv6-адреса у авторитативных NS есть, но вот только DNS по ним не отвечает.)

Тиражируют заявление, что, мол, в корпорации Anthropic инженеры-программисты стали в восемь раз больше кода “комитить”, чем два года назад – так вот ИИ улучшил эффективность и производительность при разработке. Если кто вдруг забыл, то Anthropic – это одна из ведущих корпораций, активно надувающая ИИ-хайп.

И действительно, это, оказывается, не шутка: в исходной публикации присутствует гистограмма, на которой показан прирост количества кода (в строках), в восемь раз (8x). Надо сказать, там же, прямо под гистограммой, сказано, что, мол, показатель этот – количество строк кода, – не идеален, и он “точно преувеличивает реальный рост производительности (инженеров)”, но всё же показатель растёт, а поэтому – используем. Цитата с объяснением причины роста:

В Anthropic, вознаграждение сотрудникам рассчитывается не по количеству строк кода, которые они написали; напротив, участники команды выдают больше кода просто потому, что они используют ИИ-системы, чтобы писать больше кода. (At Anthropic, we don’t reward people for how many lines of code they write; rather, team members are producing more code simply because they’re using AI systems to write more code.)

Так-то. “Больше строк кода” – не “идеальный показатель” (кто бы сомневался), но зато очень подходящий для газет, да ещё и растёт удивительно быстро – продолжаем использовать.

Казалось бы – во всякой распределённой информационной системе, работающей под высокой нагрузкой, резкое увеличение скорости роста кодовой базы – однозначно плохой знак: зачем, для чего весь этот дополнительный код? кто будет его разгребать? Риторические вопросы.

Рассмотрим простой код на языке Python:

digital = list(map(lambda t: t, range(1, 11)))
print (digital)

Программа распечатает массив от 1 до 10. Другой вариант, более разумный, но чуть меньше кода:

digital = [1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10]
print (digital)

Тот же результат на печати, но мало строк! Воспользуемся кодо-генератором и сделаем иначе:

# Use bracket comprehension to declare an empty list
digital = []

# Append basic unit at zero index
digital.append(1)
# Create the second number
digital.append(digital[0] + digital[0])
# Create the next number
digital.append(digital[1] + digital[0])
# Create the number four
digital.append(digital[2] + digital[0])
# Create more numbers
digital.append(digital[3] + digital[0])
digital.append(digital[4] + digital[0])
digital.append(digital[5] + digital[0])
digital.append(digital[6] + digital[0])
digital.append(digital[7] + digital[0])
digital.append(digital[8] + digital[0])
# Print it out
print (digital)

Ну вот, результат – вроде бы тот же, однако совсем другое дело в коде: количество строк возросло в несколько раз, выглядит солидно. (Обратите, кстати, внимание, что этот вариант – он ещё и строит начало натурального ряда почти что в аксиоматике ZFC.)

Это, конечно, юмористический пример. Однако исходная публикация – вполне реальная, как ни странно. Так что ИИ-хайп действует. Посмотрим, что дальше.

Если кто-то ещё сомневается насчёт очень быстрого перехода в вебе на TLS-сертификаты, выпускаемые с помощью хеш-деревьев (деревья Меркла), то есть, на MT-сертификаты (или просто – MTC), то обратите внимание на свежую публикацию от Let’s Encrypt: там уже в планах стоит 2027 год – это год, когда планируется запуск готового к штатному использованию ACME-сервиса для MTC, а проще говоря – с новыми сертификатами. Да, нужно ещё реализовать поддержку на стороне TLS-серверов и разнообразных библиотек, но это дело наживное – в Go, например, процесс уже идёт.

Так что, особенно сомневаться насчёт направления развития не нужно, а поскольку Let’s Encrypt, Cloudflare и Google тут, – вполне правомочные, – законодатели технологической моды, то нужно ожидать, что вообще через пару лет кардинально изменится технологическая база для Удостоверяющих Центров (УЦ), работающих с вебом и браузерами. На всякий случай напомню, что схема выпуска MT-сертификатов совсем другая, она несовместима с имеющейся и гораздо сложнее в реализации: например, логи Certificate Transparency уходят, как бы, внутрь УЦ, а вместо обычных, локальных подписей – нужно строить доказательства включения в хеш-дерево и получать на специальных промежуточных отметках “распределённые” подписи от нескольких держателей доверенных ключей. Ну а самое главное – будут и TLS-сертификаты вообще без подписи, а только с доказательством из дерева, и будет соответствующая этим сертификатам схема обновления зон доверия, работающая в режиме, близком к “онлайн” (через серверы Google, скорее всего).

Из серии про веб-сайт с HTTPS без доменного имени: в Timeweb есть услуга простого мониторинга интернет-узлов, но там для мониторинга по HTTP (HEAD/GET-запрос) нельзя указать IP-адрес для HTTP/TLS – HTTPS. Пишут, что, оказывается – “Нельзя использовать https:// с IP-адресом – используйте http:// или доменное имя”. Нетрудно догадаться, конечно, почему так (это чтобы не морочиться с конфликтами SNI и неразличимостью хостнеймов и IPv4-адресов); однако, в 2026 году – несколько странно. Зато очередной пример неочевидных трудностей, на которые наталкиваются попытки держать веб-сайт исключительно под IP-адресом.

Очередная декларация – The Leiden Declaration, – на тему проблем “влияния ИИ”, в этот раз – проблем влияния на социальные аспекты теоретической математики. Речь там про “коммерческие системы LLM”, продвигаемые ведущими корпорациями (типа, когда публикуют очередной пресс-релиз, что “GPT решили старую задачу Эрдёша”).

К сожалению, даже несмотря на то, что эта декларация, как бы, критикует надуманное влияние ИИ и, например, прямо рекомендует не обращать внимания на хайп, около половины цитат из раздела “Комментарии в поддержку” (в поддержку декларации, то есть) начинаются со слов о том, какие же это мощные системы LLM/ИИ и как они “изменят/изменяют и трансформируют математические исследования”. Да, потом есть дежурное и осторожное “но…”, конечно. За таким вот осторожным “но” упрятан и весь смысл данной декларации, отчего резкость полностью теряется. Вообще, что касается подобных деклараций, то, кажется, несколько полезнее были бы прямые утверждения о том, что же там и как “трансформируется”, кроме мешанины коэффициентов внутри миллионов процессоров, реализующих LLM, но вырабатывающих хайп.

В Калифорнии (США) продвигают местный закон (статья в The Register, англ.), который, если его примут, обяжет встроить в процесс подготовки моделей для 3D-печати некий “детектор моделей огнестрельного оружия” – то есть, чтобы автоматически запрещалась печать на 3D-принтере, если пользователь “что-то не то” пробует распечатать. Естественно, речь пока про огнестрельное оружие идёт из-за того, что, мол, можно напечатать условный “призрачный револьвер”. Но логика запрета построена на совсем другом моменте: предлагается вести некий центральный реестр запрещённых к печати моделей; а программное обеспечение (ПО), подготавливающее модель к печати, должно с базой сверяться, получать разрешение на подготовку.

Почему именно ПО, которое модель готовит? Потому что, очевидно, для определения того, что “модель запрещённая”, детектору моделей нужна вся модель ещё до печати, а контроллер печати в принтере – он выполняет лишь примитивное управление механизмами подачи материала и прочими моторными приводами, поэтому модель видеть не может в принципе (ну, если только не внедрить в состав принтера некий дополнительный “пре-сборщик”, со своими памятью и мощным процессором).

Понятно, что есть куча теоретических и ещё больше практических возражений, касающихся возможности создания такого детектора моделей с нужной избирательностью (чтобы он не помешал печатать замок-шпингалет, например). Но дело в том, что, конечно, главная идея такого законопроекта другая. Идея – в обязательном внедрении на стороне пользователя, купившего принтер, универсального и неудаляемого “блокиратора”, с закрытыми исходниками и обфусцированным исполняемым кодом, который будет отключать локальную 3D-печать по командам с некоторого центрального авторизационного сервера. Отключать, даже если для подготовки использовалось ПО с открытым кодом и свободной лицензией. Остальное – не так важно. В целом, конечно, хорошо укладывается в современные тенденции, да.

В Интернете криптография далеко не всегда позволяет уверенно говорить, что IP-узел не был подменён. Даже если речь про аутентификацию по конкретным открытым ключам. Уже неоднократно писал на эту тему, но, похоже, имеет смысл ещё раз повторить некоторые моменты – вдруг кому-то будет полезно.

1.

В IP-сетях ответить вместо “реального узла назначения” может любой промежуточный узел. Причём, ответить даже на уровне выше IP – то есть, речь не об ICMP и подобных инструментах, а о том, что промежуточный узел может полностью перехватить и поддерживать сессию. IP-адрес – это просто индекс, данные внутри пакета.

2.

Всякий промежуточный узел может прочитать адреса из состава пакета и, если они подходят, начать отвечать так, как если бы адрес назначения принадлежал этому узлу, в том числе, открыть контекст и выставить сокет на уровень приложений. Иногда, в реальном Интернете, могут приключиться всякие трудности, происходящие из того, что пути доставки пакетов в одну сторону и обратно – различаются, но и это не должно сильно мешать, если перехватывающий узел удачно встроен в цепочку, а ответные пакеты от него проходят на уровне IP. В общем, это детали, а основной вывод тут простой: в IP-сетях ответить может другой узел, и нельзя определить, отвечает ли тот узел, который планировался. Это свойство таких сетей.

3.

Один из эффективных методов противодействия такой подмене основан на приписывании узлам криптографических ключей. То есть, по криптографическим ключам осуществляется и дополнительная идентификация, и – аутентификация (в том или ином режиме). Предполагается, что узлу назначения известен некоторый секретный ключ. Именно к такой схеме относится описанный далее простой алгоритм с RSA-ключом. Предположим, что некоторое приложение мессенджера использует зашитый в это приложение открытый RSA-ключ для того, чтобы зашифровать некий сессионный секрет, прежде чем отправить его на центральный сервер (RSA-шифрование сейчас с такой целью использовать не рекомендуется, здесь оно только в качестве примера). Ожидается, что этот центральный сервер знает секретный ключ RSA, соответствующий открытому, а поэтому сможет расшифровать сессионный секрет. Перехватывающий промежуточный узел не знает секретного ключа RSA, и не сможет ничего расшифровать. Получается некоторая слабая аутентификация сервера, по схеме “запрос доказательства знания секрета и виртуализированный ответ” (“виртуализированный” потому, что корректная обработка именно на стороне доверенного сервера только подразумевается, но не проверяется строго – см. ниже, к чему это приводит). Здесь только два действительно важных момента: “секретный ключ RSA” и “центральный доверенный сервер”.

4.

И вот, почему-то думают, что описанный в предыдущем пункте механизм гарантирует, что связь устанавливается именно с подлинным сервером. Однако правильное понимание – сильно слабее: механизм гарантирует то, что вторая сторона смогла расшифровать секрет. Заметьте, тут даже нет привязки к отпечатку ключа – никто не просит доказывать, что конкретный узел, назвавшийся доверенным сервером, знает именно секретный ключ именно от данного открытого ключа. То есть, такая схема защиты – довольно эффективная, но она далеко не настолько строгая, как почему-то принято думать.

5.

Что означает предыдущий пункт на практике? Вот что: во-первых, подобные схемы с ключами никак не отменяют возможности подмены сессий в IP-сетях, они только позволяют обнаружить некорректную подмену; во-вторых, если секретный RSA-ключ передан от доверенного сервера перехватывающему узлу, то этот узел всё так же сможет прозрачно подменять сервер, перехватив IP-сессию, а внешний клиент не сможет обнаружить подмену (то есть, нет никакой истории – знания предыдущих сессий, знания корреспондента; нет никаких цепочек отпечатков, ничего подобного тут нет – схема слишком простая); в-третьих, вовсе не обязательно передавать сам секретный ключ – достаточно передать интерфейс расшифрования данных (или интерфейс подписывания ответа, в чуть более сложных схемах). Причём, этот интерфейс можно сделать защищённым и скрытым, так что на “подлинном сервере” не будет сохраняться ничего подозрительного: даже IP-адрес источника, видимый в сторону этого сервера, может соответствовать IP-адресу реального клиента – не забывайте, что IP-адрес – это всего лишь индекс, номер из нескольких байтов внутри пакета, а записать в пакет – можно что угодно, подходящее по формату, главное, сделать это аккуратно (что не так уж сложно: достаточно хорошо понимать устройство сетей).