dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Dual EC DRBG (“Сдвоенный детерминированный генератор случайных битов на эллиптической кривой”) – нашумевшая схема генератора псевдослучайных чисел, в которой встроен (потенциальный) математический бэкдор. Несмотря на сразу же возникшие подозрения о бэкдоре, эта схема была без проблем стандартизована NIST в 2006-2007 годах и достаточно широко использовалась. Соответствующий стандарт позже официально отозван NIST.

В криптографии постоянно требуются случайные числа. Получение действительно случайных чисел сопряжено с большими проблемами, которые начинаются с того момента, что всякая попытка строго определить и гарантировать случайность значений неминуемо сталкивается с философскими трудностями, корни которых находятся в области интерпретации реальности. Поэтому на практике гарантировать случайность невозможно, но есть различные модели и допущения, позволяющие приблизиться к “строгой случайности” с точки зрения вычислительных возможностей. (Да, есть “квантовые” предложения – но они сугубо теоретические, и тоже подразумевают некоторую модель – модель “квантовой механики”.) Естественно, только из этого не следует вывод о том, что все практические случайные значения предсказуемы, но зато следует другой вывод – о допустимости использования алгоритмических генераторов псевдослучайных чисел: алгоритмов, выдающих такие последовательностей значений, которые вычислительно неотличимы от истинно случайных. (Оставим понятие “истинно случайный” – за скобками, отметив, что, – по современным представлениям, – генератор “истинно случайных” значений должен быть исключительно аппаратным.)

Важнейшей особенностью криптографических генераторов (псевдо)случайных чисел является то, что выдача генератора детерминирована внутри – то есть, выдаваемые значения определяются внутренним состоянием (пояснение от 28/01/26: это только для внешнего наблюдателя генерируемая последовательность выглядит как случайная). Именно этот аспект служит фундаментом для построения бекдора в Dual EC DRBG. Криптографические генераторы псевдослучайных чисел имеют важнейшее значение не только для теоретической, но и для прикладной криптографии – это краеугольный камень всех практических систем криптографической защиты.

Несмотря на то, что с точки зрения теории криптографии схема, о которой идёт речь, предоставляет потенциальный бэкдор, её свойства можно трактовать и как инструмент “депонирования” ключей – то есть, при реализации конкретного экземпляра генератора выбираются такие параметры, что уполномоченная сторона может его “взламывать”. Однако уже сам факт того, что возможно провести в статус стандарта такую схему генератора, которая содержит механизм построения бэкдора на уровне алгоритма и описание этого бэкдора опубликовано на момент стандартизации, имеет большое историческое значение. Ещё более показательна и интересна сугубо математическая часть данного бэкдора. Настоящая статья посвящена именно математике бэкдора и в деталях объясняет то, почему он работает.

По сути, бэкдор в Dual_EC_DRBG – это реализация протокола Диффи-Хеллмана (DH) на эллиптической кривой: секретный ключ находится у стороны, контролирующей бэкдор через параметры протокола, что позволяет этой стороне получать внутреннее состояние генератора псевдослучайных чисел, наблюдая его выдачу. Знание внутреннего состояния приводит к раскрытию всей последующей выдачи генератора. При этом, математически, пользователь Dual EC DRBG неявно выполняет обмен DH с контролирующей параметры генератора стороной. Это важное свойство штатных схем построения “надёжных бэкдоров”: доступ к бэкдору должен быть только у той сторны, которая знает секретный параметр – секретный ключ. Есть и другое важное свойство: если секретный параметр не был раскрыт, то строго доказать, что бэкдор действительно встроен в конкретную реализацию – нельзя. Это не отменяет возможности тсрогого описания для механизма такого бэкдора.

Итак, в Dual EC DRBG, без знания секретного параметра раскрыть внутреннее состояние генератора вычислительно трудно, потому что базовые функции протокола – односторонние. Поэтому, если оставить за скобками секретный параметр, то протокол полностью соответствует общепринятой схеме.

Посмотрим на типовую схему построения программного генератора псевдослучайных чисел. Такие генераторы можно строить на базе двух односторонних функций и цепочки внутренних состояний. Одна из функций переводит текущее внутреннее состояние в следующее, а вторая – извлекает значение из текущего состояния и выводит его в сторону пользователя.

На схеме: S_n – внутренние состояния генератора; φ() – функция, преобразующая состояние S_n в S_n+1; ξ() – функция, преобразующая состояние S_n в выдачу генератора B_n на данном шаге. Биты пошаговой выдачи B_n могут конкатенироваться для получения псевдослучайной последовательности нужной длины (на схеме: RND[…]) – это типовой способ прикладного использования генератора.

Криптографические генераторы псевдослучайных чисел, помимо общих “статистических” требований к неотличимости выдачи от случайной, имеют ряд особенностей. Прежде всего – выдача должна быть необратимой. А именно: состояния S_n являются секретными параметрами, поскольку позволяют раскрыть будущую выдачу генератора. При этом выдача генератора (B_n) на каждом шаге – публична. Из этого нетрудно сделать вывод, что функции φ и ξ должны быть односторонними (однонаправленными – по значению сложно определить аргумент): если это не так, то по публично доступным данным (B_n) легко вычислить состояние генератора. В чём и состоит логический смысл описываемого бэкдора.

Почему односторонней должна быть и функция φ, которая переводит текущее внутреннее состояние в следующее? Это нужно для того, чтобы по утекшей информации о внутреннем состоянии на каком-то шаге было вычислительно сложно восстановить предыдущую выдачу генератора. Одно из базовых требований к криптографически стойким генераторам псевдослучайных чисел состоит в минимизации возможностей по раскрытию данных. Например, если есть бэкдор, позволяющий обратить ξ, то, при условии обратимости φ, взяв любую точку можно раскрыть сколько угодно данных – и предыдущие, и следующие. При этом обратимость ξ может являться следствием не бэкдора, а обычной уязвимости, в том числе, уязвимости реализации алгоритма. Предположим, эта уязвимость ξ срабатывает лишь на каких-от редких данных: соответственно, если подобрать такие данные удалось, но φ осталась необратимой, атакующий сможет вычислить только следующие состояния генератора и все предыдущие секреты останутся защищены.

Математической особенностью описываемого бэкдора является то, что он вовсе и не позволяет обратить функции ξ и φ – они остаются односторонними, но бэкдор открывает возможность простого вычисления следующего внутреннего состояния генератора по известной выдаче ξ. Это возможно потому, что алгоритм содержит дополнительную структуру, связывающую функции ξ и φ.

Псевдослучайная выдача в криптографических протоколах постоянно используется в открытом виде. Например, в открытом виде передаются векторы инициализации для схем зашифрования (GCM и пр.), псевдослучайные векторы в сообщениях TLS (поля ClientRandom и ServerRandom) и др. Поэтому нетрудно извлечь значения из трафика, сопоставить их с выдачей генератора псевдослучайных чисел, раскрыть внутреннее состояние генератора и получить последующие биты выдачи, которые, например, были использованы тем же приложением для получения секретных ключей шифров, защищающих трафик – это позволит восстановить секретные ключи и расшифровать трафик в пассивном режиме.

Dual EC DRBG работает на эллиптической кривой (над конечным полем), а в качестве односторонних функций использует умножение точки эллиптической кривой на скаляр: x∘P. Далее умножение на скаляр обозначается “блобом” (∘). Стойкость к обращению здесь основана на задаче дискретного логарифмирования: то есть, по значению Q = x∘P – вычислительно трудно найти x.

Вспомним, что умножение на скаляр – обычное для эллиптической криптографии последовательное сложение точки кривой с самой собой. Сложение – операция, которая введена на точках кривой. А именно: точкой кривой называется пара (X, Y) значений “координат”, соответствующих уравнению кривой. Здесь X и Y – это элементы подлежащего конечного поля, которое входит в параметры криптосистемы. В данном конкретном случае (например, для кривой P-256) используемое конечное поле – это вычеты, то есть “остатки” по модулю простого числа. Сложение точек P + Q = R позволяет по паре координат точки Q (X_Q, Y_Q) и паре координат точки P (X_P, Y_P) Получить координату точки R (X_R, Y_R). Скаляр – это целое число. Умножение на скаляр 3 означает, что точка складывается сама с сбой в трёх экземплярах: 3∘P = P + P + P (плюс – это сложение точек). По такому сложению точки всякой эллиптической кривой всегда образуют группу (по определению эллиптической кривой).

В алгоритме Dual EC DRBG используется две точки кривой: P и Q. Точка P – задаёт последовательность внутренних состояний. Внутреннее состояние S_n в Dual EC DRBG – целое число, которое соответствует координате X точки кривой, полученной умножением P на значение предыдущего состояния, как на скаляр. Вторая точка, Q – задаёт “ответвления”, то есть, выдачу генератора по каждому из состояний, и используется в качестве основания на каждом шаге. Ниже представлена упрощённая схема Dual EC DRBG.

На этой схеме: S_n – внутреннее состояние; для получения следующего состояния из текущего – точка P умножается на значение состояния (скаляр: S_n∘P), а координата X получившейся точки – выводится в качестве нового состояния генератора; для вывода случайных значений – вторая точка, то есть – точка Q, умножается на состояние (S_n∘Q) и выводится координата X получившейся точки. То есть, используется две одинаковых функции с разным основанием: P и Q. Раз стойкость этих функций основана на дискретном логарифмировании, то они односторонние, как и требуется.

Математический смысл бэкдора не нарушает стойкость конкретных операций с точками P и Q, он несколько хитрее и строится на в соотношении между точками P и Q. Допустим, атакующей стороне известно такое значение δ, что P = δ∘Q. Выдача генератора – это X-координата точки S_n∘Q. Атакующий находит подходящую Y-координату, подставив значение в уравнение кривой (точек с подходящими координатами будет две, алгоритм знак координаты Y не различает, но выбор точки, очевидно, не представляет труда). Таким образом атакующий легко восстанавливает точку кривой, подходящую для выдачи генератора. Далее – умножаем на δ.

δ∘(S_n∘Q) = S_n∘(δ∘Q) = S_n∘P   (1)

Рассмотрим формулу (1) подробнее. Почему она работает? Потому что скаляры – это целые числа. Из-за коммутативности группы точек кривой к скалярам применимы арифметические свойства целых чисел. В алгебре такая конструкция называется ℤ-модулем. Всякая коммутативная группа является ℤ-модулем. (Некоторые алгебраисты из-за этого даже не считают коммутативные группы “настоящими” группами.) Применительно к эллиптической кривой: 3∘P = P + P + P, а 5∘P = P + P + P + P + P. Но тогда (3+2)∘P = 5∘P = P + P + P + P + P, что следует из свойств групповой операции – просто поставим скобки: (P + P) + (P + P + P), получив, таким образом, две точки (P + P) = 2∘P и (P + P + P) = 3∘P. 3∘P + 2∘P = 5∘P. Обратите внимание, что здесь знак “плюс” используется в двух значениях: и для обозначения сложения точек кривой, и для обозначения привычного сложения в целых числах (3+2). А раз схема работает для сложения целых чисел, то она обязательно работает и для умножения целых чисел, потому что умножение в целых числах можно построить через сложение (собственно, при корректном преобразовании 0 и 1, сложение и умножение в целых числах просто могут быть переведены одно в другое, как операции). Но тогда и (3*2)∘P = (P + P) + (P + P) + (P + P) = 3∘(2∘P) = 6∘P. Что и используется в формуле (1), вместе с коммутативностью умножения в целых числах: 2 * 3 = 3 * 2.

Таким образом, атакующая сторона, которая знает секретный скаляр δ, получила значение следующего состояния генератора, вычислив Χ-координату точки S_n∘P (см. схему). Формула (1) вообще очень похожа на реализацию протокола Диффи-Хеллмана (DH) на эллиптической кривой. То есть, пользователь генератора псведослучайных чисел, можно сказать, обменялся с атакующей стороной открытыми параметрами Диффи-Хеллмана. А именно: открытый параметр атакующей стороны, статический ключ, зашит в константы протокола – P = δ∘Q, где секретный ключ – δ; открытый параметр DH пользователя – это динамическая выдача основного алгоритма – S_n∘Q, где секретный ключ S_n. “Открытые параметры DH” пользователя атакующая сторона наблюдает в трафике. Важное отличие от практического DH состоит в том, что “общий секрет” тут не должен становиться “общим” с атакующей стороной.

Итак, для внедрения бэкдора нужно выбрать такие P и Q, что P = δ∘Q. Полученные точки – это параметры конкретной реализации алгоритма, но они могут быть закреплены в стандарте (что и было сделано). Но в спецификации Dual EC DRBG для кривой P-256 в качестве точки P строго указана базовая точка группы кривой, которая используется в спецификации P-256. То есть, произвольно выбрать P нельзя. Оказывается, в том случае, если одна из точек P или Q заранее строго задана, то определить нужное значение δ можно при помощи вычисления мультипликативного обратного по модулю порядка группы точек. Важно, чтобы порядок был простым числом. Но это стандартная практика для прикладной криптографии. Например, для кривой P-256 – соответствующий порядок простой.

Чтобы получить бэкдор, нужно определить δ из P = δ∘Q. Может показаться, что если точка P зафиксирована, – соответственно, выбрать эту точку умножением какой-то точки Q на произвольный скаляр нельзя, – то требуется решить сложную задачу отыскания дискретного логарифма. Но это не так, поскольку мы всё равно можем выбрать произвольную точку Q. Чтобы согласовать точки, возьмём произвольное значение ε в интервале от 2 до порядка группы, генерируемой P, а потом возьмём δ = ε^(-1) по модулю порядка. Пусть порядок P – то есть, количество точек в используемой группе, – это простое число n. Тогда нужно найти ε * δ = 1 (mod n). (Например, 2 – обратный по умножению элемент к 4 по модулю 7, так как 2 * 4 = 1 (mod 7).) Задача нахождения мультипликативного обратного по модулю простого числа здесь вычислительно несложная. Определив δ = ε^(-1), в качестве точки Q выберем ε∘P. Тогда: δ∘Q = δ∘(ε∘P) = (ε^(-1)*ε)∘P = P. Следовательно, мы нашли такое δ, что P = δ∘Q.

То есть, если можно выбрать оба параметра – точки P и Q, – то выбираем так, что P = δ∘Q, а если одна из точек зафиксирована – выбираем δ = ε^(-1) по модулю (простого) порядка группы точек, это всегда можно сделать из-за особенностей спецификации: подлежащие группы имеют простой порядок. (Не забывайте, что в формулах выше используется два умножения – умножение точки на скаляр и умножение целых чисел (δ = ε^(-1); 1 = ε^(-1)*ε). Это работает потому, что скаляры – целые числа, но по модулю порядка группы.)

В Dual EC DRBG битовый вывод генератора, – то есть, X-координата S_n∘Q, – урезается: из него удаляются 16 старших битов. Это означает, что прямо использовать результат для вычисления координат исходной точки нельзя. Но 16 бит можно быстро перебрать, проверяя, для всех значений подряд, лежит ли на кривой точка с соответствующей X-координатой. Вычисление значений по уравнению кривой тоже не составляет проблемы – уравнение известно, а используемые там операции обязательно быстрые.

Естественно, полученная перебором точка может оказаться неверной. То есть, точка не будет являться S_n∘Q. На этом шаге “через бэкдор” у атакующего нет никакого способа проверить, что точки совпали. Но это не сильно затрудняет атаку. Значения секретного состояния нужно вычислить для всех возможных точек, которые соответствуют сокращённому битовому значению, а результат по каждой точке – сопоставить с дальнейшим анализом трафика. Например, если выдача генератора используется для получения секретного ключа, то выбрать его верное значение можно при помощи пробного расшифрования. В любом случае, анализ 2^16 числовых значений при помощи перебора не представляет здесь вычислительной проблемы.

В ранней версии стандарта NIST на Dual EC DRBG реализация использовала подмешивание дополнительной маски на каждом шаге вычисления псевдослучайных чисел. Это делало описанный бэкдор нерабочим. Однако стандарт был быстро обновлён, точка подмешивания дополнительной маски перенесена, и использование бэкдора стало снова возможным. Поэтому данная особенность здесь не рассматривается.

Проблема алгоритма Dual EC DRBG, как криптографического генератора псевдослучайных чисел, помимо низкой производительности, в том, что внутри его конструкции есть жесткая структура, зависящая от внешних параметров. Из-за алгебраических свойств эллиптических кривых, в практической реализации – точки P и Q всегда связаны. Да, иногда, если специально постараться, они могут быть получены способом, дающим некоторую гарантию того, что связующий скаляр никому не известен. Либо, P и Q может генерировать конкретный пользователь, в качестве параметра для своей локальной версии генератора. Стандарт NIST разрешал такой вариант, но не рекомендовал его, а для соответствия строгим требованиям FIPS допускались только параметры из спецификации.

(Это расширенная версия статьи, которую я недавно опубликовал на “Хабре”.)

Зайти в аккаунт на “Хабре” теперь можно только тогда, когда сделать это разрешил “Яндекс” (см. скриншот). Но в моей конфигурации браузера и ОС капча от “Яндекса” не работает – вероятно, потому что не устанавливаются какие-то куки и, – вполне специально, – отключены запросы к каким-то серверам “Яндекса” на моей стороне (я проверил, что дело именно в сетевых настройках, воспользовавшись другой конфигурацией). Что ж – видимо, не нужно больше на тот “Хабр” заходить, раз там так сделали, что у них “Яндекс” в роли регулятора (казалось бы – профильный “ИТ-ресурс”, но нет).

Сколько лет Интернету – вопрос многогранный. Дмитрий Бурков пишет, что отсчитывать годы нужно с момента разработки BGP (и это довольно логично, так как BGP в современной Сети используется для обмена информацией о маршрутах доставки пакетов).

Провайдер Timeweb, как я заметил, включил поддержку DNS over TLS на двух (как минимум) из своих массовых авторитативных серверов имён (NS): ns2.timeweb.ru., ns4.timeweb.org. Это означает, что резолверы могут использовать TLS при подключении к этим серверам, что автоматом делает DNS over TLS (DoT) довольно распространённой в Рунете технологией, если считать по зонам, так как упомянутые NS использует больше двух с половиной сотен тысяч DNS-зон в .RU.

DoT полезно внедрять на авторитативных серверах. Это защищает трафик резолвера при рекурсивном опросе. Подробно про DoT я недавно писал на “Хабре”.

Скриншот отчёта сервиса проверки настроек DNS:

Пишут, что под Android браузерные скрипты “Метрики” от “Яндекса” и Pixel от Facebook (принцип тот же) идентифицируют посетителя веб-страницы, обмениваясь токенами с собственным приложением на localhost. Приложение, понятно, должно быть “родственным”: либо от Facebook, либо от “Яндекса” (для каждой корпорации – своё).

Механизм: приложение слушает номер порта на localhost, куда браузерный скрипт отправляет данные и получает ответ, идентифицирующий пользователя. Браузеры доступ не блокируют (дефект, по нынешним временам), а решение “Яндекса” использует ещё и технический домен, который с адресом 127.0.0.1 в A-записи – такой вот половинчатый “DNS rebinding” (это, впрочем, не редкость).

Немного странно, конечно, что этот метод авторы вообще обозначают как “novel tracking method” (то есть, “новый, оригинальный метод отслеживания”). Но, очевидно, подобное блокировать должны именно браузеры (у “Яндекса”, впрочем, есть собственная сборка Chrome/Chromium, которая, как пишут, тоже слушает дополнительный номер порта).

(via)

Сервис ТЦИ audit.statdom.ru, позволяющий в онлайн-режиме проверять настройки интернет-узлов, теперь не в бета: новая версия – v.1.0. И в новой версии добавлено, кроме прочего, отображение данных по SCT-меткам в TLS-сертификатах веб-узлов: выводится таймстемп, оператор лога, название лога, данные о криптосистеме.

Очередной пример усиленной сегментации этих вот интернетов: пишут, что Google заблокировал в своём удостоверяющем центре всю DNS-зону spb.ru, ссылаясь на штатовские санкционные списки. Это, в частности, приводит к тому, что TLS на “веб-фронте” Cloudflare перестал работать для адресов в spb.ru. Со списками – не очень понятно: официальное объяснение найти пока не удалось, но на форуме Cloudflare пишут, что, возможно, это из-за названия “СПБ Биржи” (SPB Exchange). Если так, то ситуация совсем печальная: мало того, что активно отключают доступ к веб-узлам, используя TLS и “исторически сложившееся” исключительное положение хорошо известных УЦ в браузерах и CDN-провайдерах, так ещё и Google адреса путает.

Google сообщает, что после 30 мая 2025 года “системы, использующие шифр 3DES для SMTP-соединений, не смогут доставлять электронную почту на аккаунты Gmail”. Про 3DES и SMTP-соединения – это буквально так и написано в исходном сообщении (“systems using 3DES for SMTP connections”). Но, насколько можно судить по прочим деталям, имеется в виду всё же TLS, а не непосредственно SMTP.

3DES – это схема использования очень старого симметричного шифра DES с подмешиванием дополнительных ключей, что повышает общую оценку стойкости до 112 бит (оригинальный DES – это 56 бит максимум; практически ничего, по современным меркам). Естественно, схема эта устаревшая, и безальтернативное её использование в 2025 году выглядит странно. Каких-то суперэффективных атак, полностью убивающих 3DES, пока не публиковалось, но 112 бит – это всего лишь 112 бит. И тем не менее, в почтовой системе может быть применена реализация TLS на уровне “хоть какой-то”, это всё равно лучше, чем передача в открытом виде.

С другой стороны – насколько это вообще критично для электронной почты, с точки зрения входных почтовых релеев сервиса Google? TLS для SMTP нужен, кто бы сомневался. Но, во-первых, то, что почту на сервер Gmail кто-то принёс через TLS, совсем не означает, что эта почта и на предыдущих этапах ходила только в защищённом виде. Во-вторых, сообщения всё равно обрабатываются в открытом виде на стороне Google. Тут важен баланс рисков. Так что единственная причина, которую можно придумать, это то, что исключается необходимость поддерживать устаревшие реализации элементов TLS на стороне Google, тем самым оптимизируется технологический стек. Это весьма логично. Однако те, кто не сумел поправить на своей стороне, больше не смогут доставлять почту в Gmail. То есть, теперь доставка почты отключается даже не только по наличию TLS (без TLS Gmail и так уже не принимает сообщения; точнее – не всегда принимает), но по наличию устаревшего шифра. Строгость растёт.

Есть и иной аспект. Если посмотреть на опубликованный список шифров, которые поддерживаются в конфигурации TLS на почтовых серверах Gmail, то станет ясно, что там, за вычетом 3DES, остаётся только AES и ChaCha20. При этом, если не использовать TLS 1.3, то остаётся единственный вариант – AES.

Кстати, в продолжение недавней записки про аварийное отключение дата-центра “Яндекса”. Речь там о потере входного электропитания “сразу по двум линиям”. Вводных линий там было, действительно, две, но обе подключены к одной подстанции. Это всё согласно объяснению от самого “Яндекса” (вообще, сейчас и наличие минимально внятного объяснения-то становится редкостью, но “Яндекс”, – пока что, – рассказал о ситуации достаточно подробно; это большой плюс, конечно).

И вот, насчёт такого подключения нередко говорят, что, мол, да, тут две линии ведут к одной подстанции, но предположим, что подстанций было бы две, однако уже эти две подстанции оказались бы подключены к “одному источнику”. То есть, довольно интересная логика, поднимающая необходимое ветвление всё выше и выше: заразервируем вводы по подстанциям, но линии к этим подстанциям идут от общего узла – где-то нужно же остановиться? Ну и вот остановились на ближайшей подстанции.

Подобная ситуация, конечно, возможна, но её нужно специально создавать и, если так, то это будет очень и очень печально: дело в том, что архитектура энергосистемы на соответствующем уровне должна быть именно сетевой распределённой, а не древовидной. Это так уже потому, что исходных источников энергии (генерирующих мощностей, электростанций) должно быть много, они должны быть географически распределены и обеспечивать большой запас по мощностям (а не как в упомянутом дата-центре, где локальных резервных генераторов на нужную мощность просто не было предусмотрено по проекту, если верить “Яндексу”). Соответственно, чтобы перераспределять и балансировать мощность (энергию) нужна бы сеть с плоским, одноранговым резервированием. Поэтому попытка “поднять” дефектное одноточечное подключение выше, обнаружив там столь нужную строгую развилку – просто натакливается на отсутсутствие древовидной структуры.

Хорошо известный удостоверяющий центр SSL.com выпускал TLS-сертификаты для доменов без проверки права управления. Как пишут, статус “подтверждённого имени” получал всякий домен, на произвольный почтовый адрес в котором пользователь смог получить код подтверждения для любого другого домена. То есть, можно было разместить заказ на TLS-сертификат для example.com, выбрать способ подтверждения с отправкой кода по адресу email, указанному в TXT-записи (и такое бывает), – например, akhmet@test.ru, – подтвердить получение кода, и доменное имя из состава адреса, – то есть, test.ru, – тоже получало статус прошедшего проверку права управления.

Очередное подтверждение того, что проверка права управления (DCV) должна проводиться перед выпуском каждого сертификата, для всех имён, указываемых позже в сертификате, и только для этих имён, но строго после получения соответствующего заказа (и процесс подтверждения должен быть привязан к конкретному заказу и к конкретному ключу из заказа). И, конечно, никаких проверок по email для TLS-сертификатов.

(Вообще, подобная ситуация с подтверждением произвольных имён в системе проверки доменов УЦ, имеющего доверие в дистрибутивах браузеров, а значит, успешно прошедшего несколько дорогостоящих аудитов, может показаться специально подстроенной. Но не сомневайтесь: при принятых сейчас методах разработки и тестирования ПО – такое вполне могло получиться без всякого намеренного вмешательства, поскольку роль “случайного проектирования” так же велика, как и предлагаемая нынче роль “фазинга” в обеспечении процессов “безопасной разработки”.)

Скопирую сюда своё сообщение с “Хабра”:

В связи с интенсивным сокращением максимального срока действия TLS-сертификатов (пока что обещают 47 дней, но для всех и к 2030 году), коллеги саркастически поинтересовались, можно ли сделать так, чтобы сертификат выписывался на каждый TLS-запрос. Шутки – шутками, но сделать-то можно. И даже не требуется переделывать протокол TLS – есть готовое решение.

Если внимательно посмотреть на алгоритм TLS-хендшейка, то окажется, что секретный ключ, соответствующий открытому ключу из серверного сертификата, требуется там только один раз – для формирования подписи в сообщении CertificateVerify. Соответственно, секретного ключа от сертификата вообще может не быть на сервере, а сервер будет обращаться к некоторому подписывающему узлу, у которого этот ключ есть и который подтвердит TLS-сессию, подписав значение для CertificateVerify. Это вовсе не теоретическое рассуждение, именно так делается на практике, когда входящие соединения принимает прокси-провайдер (CDN, обычно), но передавать этому провайдеру секретные ключи от сертификатов для своих доменов клиент не желает. Первыми в промышленных масштабах такую услугу сделали в Cloudflare, более десяти лет назад. Называется Keyless SSL.

Так что, вместо возни с автоматическим перевыпуском суперкоротких сертификатов, центральный сервис может выдавать квитанции доступа на каждую TLS-сессию. Естественно, TLS-сертифкат сервера должен быть предъявлен раньше, чем отправлено сообщение с подписью CertificateVerify. Однако эти сообщения в TLS передаются сервером одной серией, поэтому, в процессе создания TLS-сессии, сервер сможет сразу же получить от центрального узла и сгенерированный только что сертификат, и соответствующую подпись, собрать это всё вместе и отправить клиенту.

Сертификат, таким образом, окончательно превратится в безотзывный тикет доступа, мгновенного действия, а сервер будет привязан к центральному провайдеру (можно совместить с крупными CDN, у которых и так есть собственные хорошо известные УЦ). Проверку совпадения подписей, серверной и на сертификате, будет всё так же проводить браузер (речь, напомню, про веб). В браузере ничего не нужно переделывать совсем: если сервер не смог предъявить корректную подпись в CertificateVerify – TLS-сессия браузером установлена не будет.

Это, если что, была минутка технологического юмора. Но вот то, что развитие инфраструктуры TLS-сертификатов в вебе движется в сторону тикетов доступа (или, скорее, квитанций) – отрицать всё сложнее.