dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Скрытые метки (“водяные знаки”), добавляемые в тексты, которые генерируют ИИ LLM, могут содержать много дополнительной информации. Вообще, в метку можно поместить и уникальный идентификатор пользовательской сессии, внутри которой этот текст был выдан системой. То есть, получается, что какой-то пользователь привычно использовал очередной сервис GPT для генерирования текста, который потом подредактировали и опубликовали в Сети. Бот провайдера сервиса GPT этот текст позже находит и связывает с пользовательской сессией. Теперь провайдер сервиса знает, какие пользователи для чего тексты генерируют. Соответственно, может вносить нужные изменения, оказывая прямое влияние на результат.

Заметьте, что текст может быть не только газетной статьёй, но, как уже показывает практика, и законопроектом, и каким-то более важным распоряжением. То есть, вроде, формальный статус ИИ LLM тут получается на уровне “используется в работе сотрудниками”, а реальный статус – провайдер сервиса получает рычаги для целевого влияния на результат: такой spear phishing в квадрате.

Схема генерирования текста внутри LLM обладает большой глубиной, так что избавиться от качественно построенного криптографического “водяного знака” редактированием текста очень и очень непросто. Лишь бы текст был достаточно длинным. Перестановка некоторых предложений, перестановка некоторых слов, замена на синонимы, перефразирование небольших фрагментов – это всё точно не поможет, но зато предоставит дополнительную информацию для анализирующего бота, то есть появится содержательная статистика, отражающая эволюцию текста в токенах: кто, как, что именно меняет в словах и буквах.

Не нужно забывать, что сама концепция построения LLM происходит из методов атрибуции литературных текстов, так что, если метки строятся на уровне соотношений между многими внутренними коэффициентами, взятыми относительно токенов, то “сокрытие исходного авторства” для достаточно большого текста превращается в отдельную, тоже большую, задачу. Не имея доступа к базам самой LLM, тут придётся повозиться, и без гарантий успешного исхода. Так что процесс окажется не только трудоёмким, но и потребует ресурсов специалиста редкой квалификации, а это уже оказывается полностью вне контекста новомодного применения ИИ, поскольку сводит предполагаемые выгоды к нулю. Очевидно, всякая попытка автоматизации тут просто переключает контроль результата с одного провайдера на другого, то есть, на провайдера очередного “синонимайзера”. А использование собственных, исполняемых локально, сервисов LLM – тоже не приветствуется: кругом же “облачные технологии”, что это ещё за немодное “ретроградство”? И даже если крупный провайдер GPT декларирует создание “выделенных экземпляров”, контроль за этими экземплярами всё равно внешний.

Так что, в рамках идущего сейчас повсеместно административного, – даже директивного, – процесса интенсивного расширения применения ИИ-сервисов, провайдеры этих сервисов получают огромные возможности по стратегическому влиянию на развитие событий. Это влияние даже получше, чем случилось на прошлом этапе – с сервисами социальных сетей.

В ML-KEM (ранее – Kyber) возможен вариант, когда корректно полученные сторонами секреты не совпадут. В стандарте NIST это называется Decapsulation failure. То есть, сами криптографические примитивы, составляющие ML-KEM, срабатывают всегда – выводят 256-битное значение. Но с некоторой (чрезвычайно малой) вероятностью принимающая сторона, расшифровывающая секрет, может получить значение, не совпадающее с тем, которое отправлено. “Чрезвычайно малая вероятность” тут означает 2^(-164.8). Выглядит более чем несущественным параметром. Но рассматривать сам факт наличия такой “погрешности” можно с разных сторон.

Многие криптографические алгоритмы хороши тем, что, математически, там никакой ошибки быть не может: если шаги выполнены верно, то и результат всегда строго совпадает. Это один из фундаментальных принципов использования алгебры в криптографии: нельзя проверить все 2^256 элементов и записать их в один массив, но можно использовать обозримые свойства структуры группы, чтобы гарантировать, что результаты операций с любыми сочетаниями этих 2^256 элементов не разойдутся.

Строго говоря, и в ML-KEM упомянутая “погрешность” оказывается в ряду заданных результатов алгоритма, просто, определяется она на другом уровне. Более того, при практической реализации алгоритмов, не имеющих встроенных “погрешностей”, эти самые погрешности постоянно возникают и из-за ошибок в программах, и даже из-за ошибок в работе оборудования. Особенно, если говорить о вероятностях порядка 2^(-165) – казалось бы, тут и без всяких Rowhammer какой-нибудь залётный нейтрон может вызвать реакцию, которая переключит пару битов в модуле памяти. Нейтрон, конечно, может помешать, но это будет не то же самое, что и внесение обязательного сбоя непосредственно в логику алгоритма.

В нестабильной версии браузера Chrome (Canary) обнаружили подозрительный новый флаг в настройках – описание флага наводит на мысль, что Google Chrome собирается проверять содержимое просматриваемых веб-страниц при помощи LLM ИИ. Конечно, предполагают, что для защиты пользователя от мошеннических страниц. Цитируемое описание флага гласит:

“Enables on device LLM output on pages to inquire for brand and intent of the page” (“Включает на устройстве вывод LLM для страниц, чтобы запросить тип и предназначение конкретной страницы”)

Смысл ускользает. Например, непонятно, что это за LLM и как она относится к устройству (заметьте, что отсутствует дефис в “on device”). Конечно, LLM ИИ может работать как в браузере, так и на серверах Google. Браузерная LLM (micro-large, да) может “советоваться” с LLM на серверах Google, передавая некоторое сжатое описание страницы. Это всё понятно. Как и то, что эксперимент могут и отменить. Но особенно интересны стратегические моменты.

Во-первых, это очередной шаг к тому, что браузер начнёт отмечать “фейкньюс” и сопровождать некоторые страницы не только предупреждением, но и сообщением от “факт-чекеров” и очередным указанием на Beleive in Science. Соответствующее сообщение, конечно же, сгенерировано при помощи ИИ, потому что “компьютер не может ошибаться”, а “нейросеть, способная рассуждать” ерунды не пришлёт – всё только в строгом соответствии с Правилами и Разрешениями. Во-вторых, браузер может же и поправить содержимое страницы, чтобы оградить пользователя.

Такие же функции можно было реализовать и десять лет назад, но тогда ещё не было тщательно подготовленного СМИ понятийного фундамента про AI/ИИ, да и на слишком многих устройствах просто не хватило бы вычислительной мощности.

Резонный вопрос: зачем вообще выводить веб-страницы с каких-то “несертифицированных узлов”, если можно генерировать при помощи ИИ различные страницы с нужным содержанием сразу в браузере по запросу пользователя? Вроде, и браузер отдельный, и контент индивидуальный. Удобно. В принципе, к этому поисковые системы уже движутся: не просто замкнутый “корпоративный веб”, но ещё и сгенерированный ИИ контент. Закукливание. Это, впрочем, идеальная схема, она не учитывает ключевых требований по наличию каких-то внешних изменений. Ну, грубо говоря, если пользователь ходит внутри сгенерированного корпоративного ИИ-веба, то исчезают и задача защиты этого пользователя, и задача сбора статистики по “неправильным страницам”.

Сложное направление.

В продолжение записки про “короткие сертификаты” Let’s Encrypt. Сертификаты на шесть дней предлагается выпускать для того, чтобы уменьшить интервал времени, когда компрометация ключа представляет угрозу. Попробуем разобраться, что это вообще за событие такое – компрометация ключа, в контексте TLS для веба, и чем это грозит на практике для обычного веб-сайта.

Прежде всего – речь о компрометации серверного ключа, то есть, о раскрытии третьей стороне секретного ключа из пары, открытая часть которой указана в сертификате сервера. Сам TLS-сертификат – документ публичный, скопировать его может кто угодно. Если у этого “кого угодно” есть секретный ключ от сертификата, то он может выдать свой сервер за легитимный, предоставив сертификат, подписанный Удостоверяющим Центром (УЦ). В данном случае – УЦ Let’s Enncrypt. Однако тут есть очень много “но”.

Если ключ от сертификата скомпрометирован, то штатный метод реагирования состоит в немедленном отзыве сертификата. Технически, сертификат отзывает УЦ. Более того, правила позволяют УЦ отозвать сертификат даже по собственной инициативе, если, например, стало “достоверно известно о компрометации ключа” (не единственная возможная причина). Программы-клиенты, подключающиеся к веб-сайту, должны как-то узнать, что сертификат отозван. Существует два практических способа это сделать: OCSP и CRL.

OCSP. Online Cerificate Status Protocol (Онлайн-протокол [определения] статуса сертификата). Этот способ позволяет отправить запрос о сертификате специальному респондеру, который ответит, отозван сертификат или нет. Технически способ напоминает работу с веб-сервером. Оператором OCSP-респондера является сам УЦ или доверенная сторона, а ответ о статусе сертификата удостоверяется цифровой подписью. Адрес респондера указывается в составе сертификата. В практике Интернета OCSP работает очень плохо. Протокол может показаться простым, но поддерживать его УЦ очень сложно. Начиная с того, что, при правильном внедрении, получаем сервис, блокирующий доступ к внешним ресурсам: без ответа респондера клиент не должен бы подключаться по HTTP к узлу, который пытается аутентифицировать при помощи данного сертификата. Почему? Потому, что если OCSP-респондер недоступен, то, формально, клиент не может узнать, что сертификат был отозван. Очевидно, что никакого смысла в OCSP, если игнорировать недоступность респондера, нет: третья сторона, перехватывающая сетевой доступ и использующая скомпрометированный ключ, тогда может просто заблокировать сетевой доступ и к OCSP-респондеру, чтобы скрыть факт отзыва.

В предыдущем абзаце использованы обороты “при правильном внедрении”, “формально” и др. Это сделано не просто так: в вебе – OCSP принято игнорировать. Например, браузер Chrome давно не поддерживает этот протокол. Хитрости ситуации добавляет тот факт, что, поскольку оператор OCSP-респондера видит индивидуальный запрос о конкретном сертификате (серийный номер), знает имена, для которых сертификат выпускался, то он может сопоставить адреса и запросы, построив статистику посещения веб-ресурсов ничего не подозревающими пользователями. А это уже “угроза приватности”. Конечно, есть технология OCSP stapling, позволяющая встроить актуальный ответ OCSP-респондера о статусе сертификата непосредственно в ответ TLS-сервера, чтобы клиент не обращался к OCSP-респондеру. Но данная технология не особенно распространена.

Наличие OCSP-респондера недавно признали опциональным для УЦ, отразив это в требованиях CA/B-форума (это объединение организаций – УЦ и разработчиков браузеров, – которое определяет базовые требования для включения корневых ключей УЦ в браузерные списки доверенных). Let’s Encrypt планирует закрыть свои OCSP-респондеры в следующем году. (И это правильно, поскольку OCSP, так или иначе, не самый лучший вариант.)

Следующий способ, позволяющий узнать о факте отзыва сертификата, это CRL – Certificate Revocation List (список отзыва сертификатов). CRL – это подписанный УЦ (или доверенной организацией) перечень серийных номеров отозванных сертификатов. Простое правило гласит, что если серийный номер сертификата указан в соответствующем CRL, то сертификат был отозван. Адрес точки раздачи CRL указывается в сертификате. Клиент может скачать список отзыва (со всеми сертификатами) и проверить статус нужного сертификата по нему. В общем случае, “точка раздачи” не знает, сертификат какого ресурса пытается проверить клиент (есть экзотические оговорки, но мы их тут пропустим) – поэтому “приватность” сохраняется лучше. Проблема в том, что на практике CRL тоже проверяется далеко не всегда, поскольку точка раздачи является почти таким же блокирующим сервисом, как и OCSP. Какой смысл в наличии CRL, если недоступность CRL игнорируется? Правильно – никакого смысла.

Получается, что проверки отзыва сертификатов, фактически, нет, поэтому клиент не узнает, что сертификат был отозван и, вероятно, поверит в отозванный сертификат. Традиционная трактовка гласит, что “короткий” сертификат закончится быстро, а в закончившийся сертификат клиент верить уже не станет, что и поможет снизить угрозу. То есть, если сертификат выпущен на шесть дней, а ключи утекают “равновероятно”, то есть неплохие шансы, что сертификату для скомпрометированного ключа останется всего пара дней срока. Хватит ли этого подменяющей соединение стороне? Технически, подменить соединение и прочитать пароли/куки-файлы можно за доли секунды. Но нужно учитывать и тот факт, что ключ от сертификата может утечь с большой задержкой, но “долгий” сертификат всё ещё будет валидным.

Обратите, впрочем, внимание, что если новый сертификат был выпущен для того же ключа, то ситуация не меняется – скомпрометированный ключ подходит к новому сертификату. Естественно, это работает только в том случае, если о компрометации не было известно. Ну и если ключи не меняются каждый раз при выпуске нового сертификата.

Рассмотрим ситуацию подмены TLS-узла. Если для подмены выпускается сертификат, – тем или иным способом, – то речь уже идёт не о компрометации ключа и срок действия сертификата не особенно влияет: новый сертификат будет действовать, а подменный ключ от него – есть у подменяющей стороны по условиям задачи (см. историю с jabber.ru, например). То есть, короткий срок действия приводит к тому, что нужно быстро использовать новый сертификат, ну, или придётся выпустить ещё один подменный. Конечно, при длительном подобном перехвате заметить пачку подменных сертификатов проще, чем один, выпущенный на год. Но часто ли такое требуется? Часто ли подменные сертификаты вообще попадают в “область видимости”? Нет, не часто – это ответ на оба предыдущих вопроса.

Насколько частым является событие “компрометация ключа” в деятельности обычного веб-сайта? Это, что называется, вопрос из серии многогранных: на “обычном веб-сайте” секретный ключ хранится в обычном файле, в открытом виде, а файл лежит там, куда его записала неведомая утилита certbot. Спросите доброго инженера по сертификации СКЗИ (Средств Криптографической Защиты Информации) – и он вам скажет, что так хранимый ключ уже скомпрометирован. Спросите то же самое у строгого инженера по сертификации СКЗИ – и он вам ответит, что ключ был скомпрометирован ещё в тот самый момент, когда его сгенерировала исполняемая с правами суперпользователя неведомая утилита certbot, свойства и недокументированные возможности которой “не только не документированы, но и не установлены”.

Однако, на практике, пусть где-то и вздохнёт специалист ИБ, очередной раз выполнив проверку конвертов tamper-proof и сверив записи в журналах, а опытный админ железного сервера всё равно уверенно сложит секретные ключи от сертификатов в резервные копии, хранимые неподалёку от ежесуточных дампов памяти виртуальных машин, в которых соответствующие TLS-серверы исполняются.

Что поделать – такова практика веба. Естественно, ключ может оказаться скомпрометирован и без всякой утечки непосредственно из места хранения ключа: ошибки в ПО могут привести к тому, что будет сгенерирован нестойкий ключ или ключ утечёт в рамках штатного выполнения криптографических операций. Такое, к сожалению, случается не так редко, как хотелось бы. Наверное, в такой ситуации короткие сертификаты можно признать благом. Вот только на то вопрос и многогранный, чтобы рассмотреть и другие грани тоже.

Чтобы применить скомпрометированный ключ в вебе, применяющая сторона должна перехватить трафик в направлении веб-сайта. Для важных сервисов, типа веб-почты Gmail или систем дистанционного банковского обслуживания, эта угроза подмены довольно серьёзная, поэтому можно рассматривать целевые атаки, когда трафик перехватывается ближе (в сетевом смысле) к точке подключения конкретного пользователя. Однако в других случаях (опять вспомним про jabber.ru) – перехват проводится рядом с точкой подключения атакуемого “обычного веб-сайта”. Но такой перехват позволит без проблем выпустить подменный сертификат, если вдруг ключ “скомпрометировать не удалось”. Так что практическая ситуация не такая прямолинейная, как можно подумать.

А вот что можно сказать точно, так это то, что сертификаты, выпускаемые на несколько дней, привяжут всякий ресурс к сервису выпуска сертификатов. Внедрение требования о коротких сертификатах в основные браузеры – приведёт к тому, что многие и многие “производные браузеры” получат это же требование автоматически. Просто потому, что мало кто рискует вмешиваться в “ядро валидации” сертификатов. И требование о коротком сроке действия начнёт работать даже для “собственных корней”.

Обратите внимание, что один из законодателей моды в данной области, – Google, – сейчас выпускает сертификаты для своих доменов от собственного УЦ. И эти сертификаты уже имеют достаточно короткий срок действия – три месяца. Если добавить сюда инициативу Let’s Encrypt с шестидневными сертификатами, то остаётся слишком мало сомнений в том, что требования браузеров к сроку действия TLS-сертификата начнут теперь сокращаться всё быстрее и быстрее.

Пишут, что свежие рекомендации профильного агентства правительства Австралии требуют отказаться от современных распространённых криптосистем (ECDH, ECDSA и др.) и перейти на постквантовые криптосистемы совсем скоро – к 2030 году. Занятно, что в этих рекомендациях запрещают SHA-256 в HMAC, но оставляют AES. Это тем более странно, что отказ от SHA-256 мотивируют традиционным развитием квантовых компьютеров. При этом, конечно, ничего не сказано про алгоритмы, используемые для защиты по высшим категориям (TOP SECRET).

Нетрудно посчитать, что знаменитый 2030 год планируется уже через пять лет. С одной стороны, пять лет это очень мало. С другой стороны – пяти лет может оказаться достаточно для того, чтобы появились квантовые алгоритмы для взлома, скажем, криптосистем на кодах и решётках. (Но и квантовые алгоритмы для AES – тоже нельзя исключать.) Естественно, алгоритмы будут не менее теоретическими, чем алгоритм Шора, и смогут сработать только на “гипотетических квантовых компьютерах”, но это всё равно потребует, как минимум, пересмотра рекомендаций, а как максимум – разработки новых криптосистем. Впрочем, всегда можно просто увеличить длину ключей (как долгие годы и делается с RSA).

В DNS бывают “хостнеймы”, а бывают “DNS-имена” (именно так эти объекты нужно называть на русском). Хостнейм – это сетевое имя компьютера (“имя хоста”), для записи которого разрешено использовать только следующие ASCII-символы (без учета регистра при сравнении): [a-z\,\-] (от “a” до “z”, “запятая”, “минус”) и, в качестве разделителя “лейблов”, ASCII-символ “.” (“точка”). “Лейбл” – это подстрока в полном имени хоста: dxdt.ru. Все эти правила сложились, что называется, исторически.

(Есть ещё некоторые старые ограничения, требующие, например, чтобы “лейбл” всегда начинался с буквы, что позволило бы отличать запись IPv4-адресов от хостнеймов; но, к сожалению, эти ограничения сейчас применяются крайне редко, а в практике глобальной DNS – отменены, поэтому в DNS невозможно отличить хостнейм от IPv4-адреса.)

А вот в DNS-именах допускается использование и других символов. Вообще говоря, закодировать можно произвольные октеты, но это тема для другой записки, поскольку сам смысл отстройки по алфавиту от хостнеймов не настолько общий. Широко используется знак “_” (“нижнее подчёркивание”), который позволяет заведомо отличить DNS-имя от хостнейма, чтобы строго определить смысл соответствующей DNS-записи. Пример: _dmarc.dxdt.ru. – это имя (ключ) для размещения политики DMARC в TXT-записи. Такое имя не может быть хостнеймом, но может быть DNS-именем. Это важное отличие: хостнеймы вкладываются в пространство DNS-имён, но не совпадают с ним.

Сейчас много новостей про то, что в Google “совершили прорыв в квантовых вычислениях”, представив “метод коррекции ошибок”. Обычное для текущего уровня “хайпа” состояние, тем более, когда в источнике новости упоминается Google.

Вообще, если почитать соответствующий препринт, то окажется, что действительно интересных выводов там три, но ни один из них не попадает в заголовки СМИ: во-первых, в предложенной схеме коррекции тут же обнаружились новые “ошибки, природа которых пока не ясна”; во-вторых, очередной раз указано, что так как для дешифрования вывода “квантовых вычислений”, использующего коды коррекции, требуется классический вычислитель, то ещё предстоит определить, не окажется ли задача дешифратора экспоненциально сложной для этого классического компьютера; в-третьих, речь вообще не про универсальные квантовые вычисления, а про реализацию некоторых кодов для небольшого количества кубитов конкретных лабораторных устройств.

Первый аспект – “новые ошибки”, – выглядит как намёк на те самые дополнительные кубиты, которые необходимы для коррекции ошибок в схеме коррекции ошибок: такая иррациональная рекурсия, в стиле вычисления точной десятичной записи значения корня из двух.

Второй аспект, про необходимый “классический вычислитель”, указывает на то, что без классического компьютера квантовый аналоговый вычислитель бесполезен даже в качестве лабораторной установки, и при этом экспоненциальный рост сложности, соответствующий моделированию квантовых алгоритмов на классических компьютерах, вполне может вылезти в процессе коррекции ошибок (что, наверное, будет особенно обидно).

Занятно, что в исходной работе нет хотя бы примерных описаний используемой “классической аппаратуры” – она как бы подразумевается существующей “за кадром”, в виде “специализированной рабочей станции” с доступом по Ethernet. Наверное, это не имеет отношения к теме публикации (хотя, казалось бы – ведь классический вычислитель точно необходим, чтобы вся эта квантовая коррекция ошибок как-то заработала).

Ну и аспект третий, – “квантовые вычисления”, – самый “хайповый”: исходная работа – про оценки порога для реализации коррекции ошибок в “квантовой памяти” (что бы это ни значило), а не про универсальные вычисления, требующие, дополнительно, совсем других элементов.

Очень популярное заблуждение: DNS использует только UDP. Это заблуждение постоянно мешает на практике. Конечно, протокол UDP является основным протоколом обмена данными между клиентами и серверами в DNS. Это так. Однако UDP используется при наличии возможности, а DNS, как система, строго требует доступности серверов и по TCP. Причём, TCP является ничуть не менее “стандартным” протоколом для DNS. То есть, необходима поддержка и UDP, и TCP.

Хрестоматийный исторический пример использования TCP вместо UDP в DNS, это превышение максимального объёма данных, которые удаётся передать по UDP. Здесь часто упоминают 512 байтов, как предельное количество. Но, опять же, то и дело упускают контекст, к которому лимит в 512 байтов относится. Эти знаменитые 512 байтов, во-первых, происходят из принципов фрагментации пакетов в IP-сетях, – так-то в UDP можно передать гораздо больше, – да ещё и относятся, как ограничение, конкретно к классическому DNS: то есть, из-за 512 байтов в Интернете 13 логических корневых серверов DNS, например. Сетевые детали оставим для другой записки, а в этой важно отметить, что и лимит давно не 512 байтов, потому что есть расширение под общим названием EDNS, позволяющее задать другие границы данных ответа сервера, и возможность увеличения размера UDP-ответов пакета никак не отменяет требований по TCP.

Это всё весьма упрощенное описание. За DNS скрывается очень сложная технология, непосредственно использующая множество весьма и весьма нетривиальных особенностей в своих протоколах. Очень большой ошибкой будет посчитать, что DNS – это “запрос-ответ” про “IP-адрес”. Это только “понятийное ядро” DNS на самом базовом уровне возможно описать как элементарный протокол “запрос-ответ”. При изучении же деталей придётся быстро столкнуться с неожиданными артефактами. Например, с тем, что в DNS есть сжатие строк в DNS-сообщениях, куча хитрых статусов и флагов. Реально работающая система изобилует неожиданными “краевыми случаями”. Вот, кстати, один из примеров: рандомизация регистра символов в DNS. И это, заметьте, тут ещё ничего не сказано про DNSSEC.

В общем, вернёмся к TCP/UDP. Верная интерпретация такая: если DNS-ответ имеется, но не получается доставить его полностью по UDP, то система должна использовать TCP. Следовательно, должен быть TCP-доступ. И вовсе не только между авторитативными серверами для трансфера зоны.

К сожалению, сплошь и рядом продолжают фильтровать и отключать TCP-доступ даже к авторитативным серверам DNS, мотивируя это тем, что, мол, “DNS работает по UDP”, а поэтому прочий доступ нужно закрыть “для безопасности” (хотя, казалось бы, при чём здесь метод “порты закрыл – сервер в безопасности”?). Это неправильно и плохо: резолверы могут штатно подключаться к DNS-серверам по TCP, если им не удаётся работать по UDP, а в DNS описан типовой механизм (Truncated bit), позволяющий сообщить клиенту (резолверу), что нужно переключиться на TCP. Но это только возможный способ. Резолвер, вполне штатно, может самостоятельно перейти на TCP, если этого требует контекст запроса и сетевая конфигурация. Так что DNS работает и по TCP тоже.

Интернет не только работает по IP, но этот протокол и определяет Интернет. Часть IP – это IP-адреса: номера, используемые для синтеза самого протокола. Интересно, что практическому восприятию IP-адресов в Интернете (не в локальной сети) соответствует несколько уровней.

Уровень первый: IP-сеть. То есть, IP-адреса позволяют проиндексировать узлы “одноранговой сети”, сопоставив каждому узлу номер, служащий адресом, по которому отправляются “пакеты данных”. Это самый простой уровень, он не так близок к логике IP, как можно подумать, но именно этот уровень используется в совсем популярных статьях для объяснения понятия “IP-адрес”: здесь IP-адрес виден как номер сетевого узла.

Уровень второй: межсетевой обмен данными. Оказывается, в Интернете существуют автономные системы. Более того, Интернет (с прописной буквы), как глобальную сеть, невозможно определить без использования хотя бы двух автономных систем. На этом уровне, – то есть, с точки зрения межсетевой маршрутизации, – IP-адреса видны как некие “точки” на сетевой границе автономной системы. Собственно, IP-адреса просто возникают на границе автономной системы. Как там устроено внутри, какой именно узел адресуется данным номером во внутренней логике автономной системы – не ясно: IP-адрес лишь задаёт точку входа (и выхода, если это транзитная автономная система).

Уровень третий: произвольные идентификаторы. IP-адрес является лишь произвольным идентификатором, по которому через сетевой порт может отвечать не менее произвольное устройство, в том числе, совсем не тот узел, как можно было бы подумать. Здесь уже граница проводится по сетевому интерфейсу. И действительно, технически, пакеты, адресованные какому-нибудь IP-адресу в Интернете, могут быть перехвачены произвольным промежуточным узлом. Это, понятно, не относится к IP, как к протоколу. Однако, если ваш компьютер отправляет пакет по адресу A.B.C.D, полагая, что это адрес “сервера Google”, то из этого вовсе и не следует, что в конкретном сетевом сегменте по данному адресу отвечает действительно “сервер Google”. Конечно, у данного подхода есть и продолжение: почему бы не вспомнить, что IP-адрес можно заменять на уровне сокета, в операционной системе? Но тут уже понятие вычислительной сети совсем “виртуализируется”, поскольку физический уровень полностью замыкается внутри одного устройства.

Немного занятной и техничной практики DNS. Если взять зону kommersant.ru, то нетрудно выяснить, что с этой зоной что-то сильно не так. Вот “покрасневший” скриншот из отчёта открытого сервиса audit.statdom.ru:

Почему тут указаны только “адреса”, которые отмечены как недоступные? Во-первых, это не адреса, а имена хостов (хостнеймы), которые выглядят похожими на IP-адреса, но намётанный глаз сразу обнаружит подвох: всё выдаёт крайняя справа точка, отделяющая корневой домен; это так называемый FQDN – Fully Qualified Domain Name (“полное имя домена”). Во-вторых, серверы имён, обозначенные таким образом, доступны быть не могут, поскольку в глобальной DNS нет имени первого уровня “20.” (две цифры – 2 и 0).

Между тем, если попробовать зайти на соответствующий апексу зоны веб-сайт kommersant.ru браузером, то, скорее всего, сайт откроется. Получается, что всё работает? Нет, далеко не всё. Но это лишь очередное подтверждение того, что DNS, как сервис и совокупность технологий, в сочетании с вебом, обладает очень высокой степенью устойчивости к ошибкам настройки (кроме, конечно, DNSSEC).

Посмотрим, как же настроена зона kommersant.ru на момент написания данной записки. В домене верхнего уровня RU зона делегрована на два сервера имён (NS) с именами ns.kommersant.ru. и ns5.kommersant.ru., что, скажем, подтверждается следующим фрагментом скриншота того же отчёта:

Поскольку это так называемые “субординатные” имена NS, – то есть, находящиеся в той же зоне, которая делегируется, – серверы зоны RU возвращают соответствующие glue-записи (в отчёте они не показаны). Glue-записи содержат IP-адреса для имён делегирования (ns.kommersant.ru. и ns5.kommersant.ru.). В DNS, glue-записи необходимы для того, чтобы исключить возможность бесконечной рекурсии. Представьте, что зона test.ru делегирована на ns.test.ru. Как же определить IP-адрес ns.test.ru? Ведь для его определения нужно знать адреса NS-ов зоны test.ru, а чтобы их знать, нужно опросить зону test.ru. Как найти адреса? Верный ответ – никак не найти, если бы только не было glue-записей, которые-то и приносят нужные адреса сразу.

Почему здесь вообще возникает такая проблема с аресами/именами? Потому, что в качестве значения DNS-записи NS могут быть указаны только имена хостов. Но соединение и обмен данными в глобальном Интернете происходят по IP. То есть, для отправки запросов и получения ответов нужны именно IP-адреса. Можно ли всё же указать IP-адреса в NS-записях? Нет, нельзя. Причина в том, что значения записей в DNS не могут подразумевать какой бы то ни было протокол обмена данными. Это очень важный и логичный момент: DNS превратилась бы в непонятную путаницу, если бы какие-то дополнительные сведения об установлении соединения “подразумевались” бы: в той же NS-записи – получаем то адрес, то хостнейм, то “какие-то минусы”, то “здесь админы рыбу заворачивали”. Заметьте, сюда ещё накладывается и тот занимательный факт, что вообще невозможно вне контекста отличить запись IPv4-адреса от хостнейма. В практике DNS есть много случаев, когда тот или иной протокол доступа, да ещё и с параметрами, прямо указывается, но корректно это делается только при помощи префиксов в самом имени, например: _443._tcp.name.test.ru. (обратите внимание: предыдущая DNS-строка – не хостнейм!).

Итак, NS-запись должна содержать имя хоста, соответствующее серверу имён. Для разрешения возможных циклов – предусмотрены glue-записи.

Однако доверенным источником полного списка серверов имён для зоны является не делегирующий сервер, не glue-записи, а ответ авторитативного сервера зоны на запрос NS. По этой причине сервис тестирования DNS-узлов получает список этих узлов с авторитативного сервера. Ну, или пытается получить. Серверы, указанные для kommersant.ru в списке делегирования, на запрос NS возвращают те самые “подложные” хостнеймы, сформированные из IP-адресов четвёртой версии. То есть, так указано в файле зоны. Указано неверно. Распространённая ошибка. Видимо, ничего не поделать. Отличить тут адрес от хостнейма программное обеспечение не может, поэтому DNS-сервер будет отвечать тем, что ему написано. А написаны, как уже указано выше, заведомо “неразрешимые” имена (нет, это не IP-адреса; IP-адреса нельзя указывать в NS-записях, поэтому резолвер никак и не может понять, что это, якобы, “IP-адреса”, потому что это хостнеймы).

Почему же работает веб-сайт? Вот почему. Для большинства сценариев доступа к вебу нужен IP-адрес, который передаётся в A-записи DNS. По IP-адресам из glue-записей для обсуждающейся зоны kommersant.ru отвечают серверы имён, которые возвращают A-записи, содержащие корректный и доступный IP-адрес, который указывает на веб-узел. И тут многое зависит от рекурсивного резолвера. Если этот резолвер использует непосредственно адреса из glue-записей для того, чтобы запросить A-записи, то всё сработает. Но glue-записи небезопасно кэшировать – кэшировать следовало бы хотя бы минимально проверенные значения NS, которые требуется достать с авторитативных серверов. Если резолвер попробует получить список NS корректным способом, то он обнаружит дефектные записи, после чего попробует отправить ещё несколько запросов и, скорее всего, всё же найдёт A-запись, чтобы вернуть её клиенту. То есть, резолвер, обычно, настроен так, чтобы хоть что-то достать из DNS (не всегда это правильный выбор, поскольку регулярно служит фундаментом для целевых атак). Так что, спрашивая и переспрашивая, игнорируя и как-то исправляя ошибки в зоне, но резолвер, в большинстве случаев, сможет найти IP-адрес, чтобы потом по этому адресу попробовал подключиться браузер, если только способ достать данный IP-адрес существует. Что же касается других функций DNS – ну, они в данной зоне просто недоступны (тем более, что упомянутые серверы имён не поддерживают современный EDNS-доступ вообще).

Вот. У подобной некорректной настройки DNS есть ещё много неприятных побочных эффектов, связанных с надёжностью и безопасностью. А ведь существует ещё и QNAME Minimization.

(Недавно я описывал другую занятную ошибку настройки DNS, из “дикой природы”, наблюдающуюся в куда более популярной зоне vk.com. Представьте, кстати, куда все эти интернеты прикатятся, если DNSSEC, – несравнимо более требовательная к уровню аккуратности технология, – вдруг получит максимальное распространение.)

(Update, 30.01.2026: в январе 2026 года настройки DNS для зоны kommersant.ru поменяли, и описанный выше эффект наблюдаться перестал; что, конечно, не отменяет важности описанных в этой заметке технических моментов.)

Вот одна из интересных концепций, позволяющих оптимизировать взаимодействие интернет-узлов по разным сессионным протоколам: “при повторном подключении – сразу отправляем полезные данные для приложения”; это вместо сложного этапа установления соединения, требующего отправки и приёма нескольких сообщений, до того, как полезные данные станут доступны приложению.

То есть, если при первом соединении два узла должны выполнить некоторый обмен пакетами по схеме “запрос-ответ-подтверждение”, чтобы на обоих концах “сокета” сформировался синхронный контекст, то почему бы не запомнить контекст на стороне клиента и при повторных соединениях обойтись без дополнительных шагов для формирования нового контекста, а просто отправить вместе с начальным сообщением немедленно и полезные данные?

Пример уровня сетевого транспорта – TCP Fast Open, который, почему-то, известен мало: здесь клиент в рамках первого TCP-соединения, выполняемого по обычной схеме с созданием сессии, получает специальный идентификатор (cookie), чтобы при последующих соединениях сразу начать передачу полезных данных.

В TCP штатно используется схема установления соединения с тремя этапами согласования (SYN, SYN-ACK, ACK), когда передача данных приложению начинается только после завершения всех трёх этапов. И тут уже есть интересный момент, про который, бывает, забывают даже специалисты: вообще-то, данные между узлами в TCP начинают передаваться сразу же, с первым пакетом (SYN), так же, как, скажем, в UDP; потому что если бы данные не передавались (как минимум, заголовки с идентификаторами и параметрами), то и установить соединение было бы невозможно – это очевидно. То есть, с точки зрения возможности “отправить пакет в одну сторону”, TCP не слишком-то отличается от UDP на уровне, так сказать, NOC. Другое дело, что начальная информация TCP, составляющая обмен для установления сессии, не должна быть штатно доступна на уровне абстракции “сокета”. И вот тут-то начинаются отличия от того же UDP. Но сами по себе пакеты TCP вполне могут служить транспортом для “безсессионной” доставки данных.

Вариант Fast Open, если оставить за скобками детали, лишь обобщает эту возможность (о чём прямо написано в RFC), выводя её на уровень того самого “сокета”. Это делается при помощи дополнительной информации (cookie), подтверждающей, что сессия уже была установлена с соответствующими параметрами. Это и есть пример внедрения метода “сразу отправляем полезные данные”. Для реализации аналогичных логических схем в других протоколах используется, конечно, и UDP – посмотрите на WireGuard через Wireshark.

На уровне выше – тоже есть примеры: в TLS 1.3 имеется достаточно продвинутая сокращённая схема установления соединения 0-RTT (Zero Round-Trip Time), где клиент сразу же начинает передачу полезных данных в защищённом виде, если известна дополнительная информация о TLS-сервере, которую можно было получить в предыдущих соединениях (или как-то ещё).

Так что использование одной и той же полезной логической схемы самого верхнего уровня позволяет оптимизировать разные протоколы. Если задуматься, то сюда даже попадает port knocking. Вообще, если клиент и сервер заранее договорились о некотором секрете, то и обмен данными можно свести к отправке “случайных” пакетов со “случайным шумом” по случайным адресам. Пропускная способность, впрочем, будет не велика. Это работает далеко не только для Интернета.