dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

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.)

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).

Хроники разваливающихся интернетов. Я, в силу ряда причин, использую DNS-резолвер, который установлен за пределами Рунета. С некоторых пор я заметил, что ряд вспомогательных сервисов для аккаунта Google – недоступны из браузера, из моей локальной сети. А я всё ещё использую для ряда задач почту Google – так исторически сложилось, тем более, что, в отличие от того же “Яндекса”, Google мне пока что эту историческую почту и кучу прочих сервисов под моим доменом (из Рунета, заметьте) предоставляет бесплатно, как ни странно; не знаю, долго ли ещё так будет, но пока что – так; недостатки там тоже есть, кто бы сомневался, но это другая история: а сервис, как минимум, никто за эти десятилетия у меня не отобрал – очень существенный плюс Google, по нынешним временам-то.

Вернёмся, впрочем, к доступности.

Итак, я заметил, что какие-то сервисы через HTTPS недоступны, а они необходимы для нормальной работы веб-интерфейса (там всё управление – через веб). Логичное предположение: так как мой резолвер приходит на авторитативные серверы Google из “иностранной сети”, ему DNS Google отдаёт другие IP-адреса, а именно – адреса, предназначенные для соответствующего региона; и узлы под этими IP-адресами – недоступны из российских сетей. Почему это влияет? Потому что браузером-то я подключаюсь из российской IP-сети. Где именно соответствующий трафик забанен – я уже не стал разбираться: сейчас подобное разбирательство – легко превращается в длительное исследование, так как понять, “что-как-где-почему”, довольно сложно: сети окончательно стали мутными на прикладном уровне. Да, я делал бы ставку на то, что забанено на российском транзите; но, к сожалению, тут нельзя полностью исключать и сторону CDN Google – вообще говоря, агрессивная геобалансировка на стороне крупнейших провайдеров была известна и раньше, иногда, скажем, такая блокировка может быть побочным эффектом маршрутизации для anycast-адресов (отдельная история).

В общем, я просто добавил на сторне своего DNS-резолвера функцию отправки подсети-источника DNS-запроса в ECS, но только для доменов внутри зоны google.com, чтобы авторитативные DNS-серверы на той стороне видели целевой IP-префикс запроса. В Unbound (весьма рекомендую, кстати) избирательная поддержка ECS легко включается. После того, как в запросы добавились ECS – IP-адреса в ответных A-записях стали приходить другие, а сервис Google – тут же заработал из локальной сети. Да, откровенно говоря, не могу исключить, что это совпадение, но посмотрим: в других, – более прозрачных, но аналогичных, – случаях, с которыми я сталкивался, подход с перенастройкой резолвера срабатывал эффективно.

Сейчас много околотехнических обсуждений по теме методов определения того, пришёл ли веб-клиент на некий крупный веб-сервис “c VPN или без VPN”. Оставим за скобками набравшую сейчас популярность трактовку того, что такое VPN – термин обобщили до невозможности. Но в технической стороне процесса “определения” сетевых настроек есть пара занятных моментов, которые как-то пропускают.

Момент первый: измерение параметров времени для TCP-соединения. Например, к некоторому веб-сервису подключается клиент, скажем, браузер. При помощи выполнения некоторых скриптов не очень трудно померить время “сетевой задержки” между средой веб-страниц этого браузера и серверной средой. То есть, это будет время доставки запроса, измеренное от контекста DOM в браузере до веб-сервера. Предположим, это 50 ms. Но это всё по HTTP, а HTTP-соединение использует TCP.

TCP-соединение устанавливается не с браузером, а с логически ближайшим к серверному сетевому стеку узлом. Это может быть клиентский компьютер, то есть, ОС на этом компьютере. Но может быть и выходной узел, выполняющий трансляцию адресов, например. Обычно – именно так и есть: клиентский компьютер редко стоит прямо за маршрутизируемым IP-адресом. Тогда, если измерять и задержку в браузере, и задержку на серверном TCP, то получится, скажем, что, в рамках одной логической HTTP-сессии, TCP-задержка – 10 ms, а браузерная задержка, до DOM в HTTP-клиенте, – 50 ms. Большая разница – 40 ms. Это означает, что от клиента транслированные запросы ещё где-то там внутри долго ходят, пока доберутся до выходного узла, который к нам по TCP подключился.

Если же выходной TCP-узел примерно совпадает с логическим узлом, где работает клиентский браузер, то разница между двумя задержками будет минимальной, например: 10 ms TCP и 11 ms – браузерная задержка, читай – Javascript в DOM-контексте. Здесь под “примерно совпадает” имеется в виду, что между клиентским компьютером и выходным узлом нет большого сетевого плеча: компьютер и выходной узел стоят технически рядом (простейший случай: локальный пограничный “роутер” с NAT и подключенный к этому “роутеру” по локальному порту компьютер в локальной IP-сети над Ethernet-ом).

Естественно, измерять задержки TCP-стека для веб-сервиса (не веб-сервера) – несколько сложнее, чем померить что-то внутри веб-логики. Для таких измерений нужно зацепить “щупы” прямо в сетевой стек, причём, на входном узле, а не на бэкенде, куда проксируются HTTP-запросы. Очевидно, что на “веб-уровне”, даже для сервера, TCP в таких деталях не виден. Но измерять всё равно можно – это не суперсложная задача, и решение вполне под силу специализированной компании, сохранившей инженерный подход среди своих разработчиков. Мы же тут, как раз, речь ведём о крупных профильных компаниях, где, вполне возможно, понимающие инженеры есть – верно?

Понятно, что сравнение задержек по времени на уровне браузерного движка с задержками на уровне TCP-стека не является каким-то волшебным зеркалом, которое всё показывает: большие задержки бывают при использовании радиоканалов, из-за перегруженного оборудования, из-за потерь пакетов на стороне клиента и т.д. Тем не менее – фактор это достаточно важный, чтобы о нём не забывать.

Момент второй: геометрия сетевых подключений. Если наш гипотетический веб-сервис имеет только одно подключение к общему Интернету, – которое называют “аплинк”, – то этот веб-сервис не может различить пути поступления сетевых пакетов извне в локальную сеть, в рамках какой-то веб-сессии. Ну, как не может – путь для таких пакетов тут один, потому что один “аплинк”. Соответственно, различать нечего. Однако в совсем крупных компаниях, связанных с веб-сервисами, есть несколько подключений, несколько “аплинков”, своя автономная система (или несколько) и свой центр управления сетью, населённый инженерами NOC.

Для опытного инженера NOC, IP-адрес – это сетевой номер, идентификатор, а не “интернет-узел”. С точки зрения физической организаци сети, IP-адрес может указывать куда угодно, а доставка IP-пакетов – просто происходит на другом уровне, чем работает сама вверенная сеть. Поэтому IP-пакеты можно различать по физическим портам коммутаторов или по логическим маршрутам, которые ниже IP и связаны с внутренним устройством сетей оператора (см. MPLS и пр.). Так что для IP-пакетов, с разными адресами источника, и разными правилами, могут использоваться разные порты подключения – эти пакеты, проще говоря, приходят “с разных сторон”, что создаёт внутренний различительный признак. Как ни странно, но этот признак зависит от внешних факторов (где какие фильтры, кто к кому подключен и пр.).

Сюда же попадает и повсеместная путаница, связанная с распределением блоков IP-адресов (префиксов). У всякого IP-префикса есть администратор – автономная система (AS). Это верно. Но ещё есть маршрутизация и BGP. И вот в рамках BGP, технически, быть источником (origin) для данного IP-префикса может любая (подчёркиваю: технически – любая, даже с тестовым номером) автономная система. То есть, административно, префикс принадлежит одной AS, но анонсирует его в Интернет – совсем другая. Или даже несколько других AS – в зависимости от того, какой оператор из какой точки сети смотрит на BGP. Да, для штатного анонсирования префикса должно быть разрешение от его администратора, сейчас это даже подтверждается в RPKI. Да, конкретная ситуация с приёмом IP-пакетов зависит от фильтров, настроенных оператором. Но это только подчёркивает то, что одно дело – административная принадлежность, другое – BGP и маршрутизация в реальности.

BGP – это хорошо, но при чём здесь сетевые задержки? Вот при чём: даже во внешнем BGP, например, не видны многие и многие внутренние каналы между операторами, более того, административная принадлежность префикса не позволяет судить о реальных характеристиках сетевой связности вообще никак; однако разные пути доставки тут всё равно образуются, и разное время доставки, наблюдаемое внутри, вполне себе может служить признаком для классификации.

В продолжение предыдущей записки: можно ли вообще обойтись без доменного имени для веб-сайта? Можно, но это доставит некоторых дополнительных проблем, да и “игра” получается с другими правилами. В принципе, сейчас уже можно автоматом заказывать и выпускать TLS-сертификаты для IP-адресов от хорошо известного (доверенного в “коробочных” браузерах) УЦ – это сертификаты от Let’s Encrypt, на шесть дней валидности.

Наличие TLS-сертификата и выделенного IP-адреса позволяет поднять веб-сервер с доверенным TLS прямо по IP-адресу, без использования доменного имени. Вот, посмотрите, я сделал для примера – должно работать в любом распространённом веб-браузере:

185.39.19.199.

Этот URL – использует https, но указан просто IPv4-адрес, а не имя хоста/доменное имя. Сертификат я за несколько секунд выпустил при помощи утилиты certbot и профиля shortlived, всё при nginx в качестве веб-сервера, вот так:

certbot certonly \
--preferred-profile shortlived \
--ip-address 185.39.19.199 \
--webroot --webroot-path /var/www/html/

Да, конечно, нужен выделенный IP-адрес. На одном адресе, в такой схеме, может отвечать только один веб-ресурс (ну, если не использовать хитростей, напоминающих ECH). IP-адрес принадлежит тому или иному оператору, и оператор может его забрать, поменять, перенаправить трафик. Всё то же самое верно и при использовании доменного имени: с той лишь разницей, что, в случае доменного имени, поменять/забрать/перенаправить – касется и домена, и IP-адреса (адресов). Но при прямом использовании IP-адресации не нужна поддержка DNS для соединения с конкретным сайтом из браузера (тут речь именно про конкретный процесс из области веба, так-то, без DNS, не работает и IP тоже).

В принципе, не являясь оператором связи, блок IP-адресов можно приобрести в собственное управление, а потом разрешить анонсировать в Интернет тому или иному оператору, заведя нужные адреса на свой сервер, но вот только это сильно другая история, чем регистрация обычного доменного имени второго уровня; другая история – и технически, и административно, и финансово.

Понятно, что главная-то проблема с таким использованием IP-адресов – это то, что пользователю сложно запомнить обычный адрес. А адресов вида 1.1.1.1 или 8.8.8.8 – очень мало по определению. Кроме того, наверняка будут проблемы с ПО для веба, которое ПО может быть заточено под имена хостов. (Точно будут проблемы с почтовым ПО, но это не веб.)

И всё же, хотя бы возможность простого выпуска TLS-сертификатов для IP-адресов может тут оказаться полезной.

(Но я пока что не планирую переводить dxdt.blog на “чистую” IP-адресацию. Хотя, кто знает.)

C доверенными TLS-сертификатами для IP-адресов связан интересный аспект, касающийся проверки права управления адресом. Так как через DNS проверять право управления IP-адресом нельзя, то проверка проводится путём отправки запроса и получения ответа непосредственно и только по IP-адресу, для которого запрашивается сертификат. Конечно, нельзя забывать, что в IP-сетях всегда фактический обмен данными происходит по IP-адресам. Вот только, в зависимости от схемы проверки, разными могут быть и задействованные адреса, и физические узлы, которые адресам соответствуют. Но в схеме с подтверждением IP-адреса – адрес один, по определению. При этом свойство сети таково, что по заданному IP-адресу может ответить практически любой промежуточный узел – то есть, вовсе не тот узел, которому, как ожидается, предназначен пакет с запросом. В Интернете промежуточные узлы есть почти всегда, обычно – их много.

Это означает, что пройти проверку и получить доверенный сертификат для IP-адреса может любой промежуточный узел. Пример. Пусть проверка права управления происходит по HTTP. Проверяющий сервис направляет HTTP-запрос по IP-адресу, который указан в запросе на выпуск сертификата. Но этот HTTP-запрос обрабатывается на каком-то транзитном, промежуточном узле и этот же узел отправляет нужный ответ. Откуда узел узнал нужный ответ? Ну, например, сертификат для подмены IP-адреса был запрошен этим же узлом (возможны варианты: не обязательно заказывать сертификат с того же узла, который будет делать подмену).

Тут необходимо учитывать, что сам трафик, между двумя узлами, но в обе разные стороны, может ходить разными маршрутами. Однако промежуточный узел может отправить ответы и от себя – это уже технические детали подключения. При этом промежуточный узел даже может все прочие запросы – транслировать прозрачно на сторону настоящего узла.

Таким образом, получается, это промежуточный узел прошёл проверку и получил доверенный сертификат для другого, с административной точки зрения, IP-адреса. Заметьте, что статус промежуточного узла вовсе не означает, что этот узел как-то связан с администрацией блока адресов, к которому относится “настоящий” IP (может быть связан, но это не является строгим требованием).

Естественно, нетрудно заметить, что при HTTP-проверке промежуточный узел точно так же может подтвердить право управления и для DNS-имени, перехватив HTTP. Запросы всё равно ведь отправляются по IP-сети. Так что, если промежуточный узел умеет перехватывать HTTP-трафик, адресованный IP-узлу под проверяемым DNS-именем, то схема подмены не будет отличаться. Более того, сертификат по такой схеме будет получен для доменного имени, а это означает, что перехватывать трафик в дальнейшем, используя подменный сертификат, можно уже с другими IP-адресами. Перехват же с “IP-адресным” сертификатом – потребует продолжения подмены/перехвата части IP-маршута. Другое дело, что так как для поиска IP-адреса в случае HTTP-проверки для DNS-имени УЦ должен использовать DNS, то есть слабая надежда на то, что можно воспользоваться дополнительными мерами защиты: например, CAA-записью.

А вот проверка через DNS, то есть, с размещением кода подтверждения в DNS, – отличается. Здесь перехватывать и подменять уже нужно DNS-ответы, а они, скорее всего, проходят через другие промежуточные узлы. В идеале, для доставки кодов подтверждения через DNS используется несколько совсем разных маршрутов. Более того, если используется DNSSEC, то такая подмена DNS вообще не сработает.

Поэтому “проверка по IP”, в каком-то смысле, играет по собственным правилам, иногда оказываясь довольно слабой.

Cloudflare пишут об утечке BGP-маршрутов крупного венесуэльского провайдера, случившейся в начале января этого года, непосредственно перед известной операцией США. Краткий вывод: утечки маршрутов происходят постоянно (это факт, не поспорить), поэтому единственное, на что эта утечка может косвенно указывать, так это на то, что были проблемы с сетевым оборудованием, точнее – с его настройками (тут тоже не поспорить – глобальные утечки в BGP вполне себе служат сигналами о том, что именно происходит на сетевом оборудовании провайдера, но для интерпретации сигнала – нужно знать схему сети; соответственно, если вы хорошо подготовленный атакующий, то и утечки маршрутов помогают).

Когда оценивают влияние отключения тех или иных магистральных кабелей на связность Интернета, нередко забывают о паре важных факторов: во-первых, сам момент переключения путей доставки трафика может создать дополнительные проблемы – уже и разнообразное “мигание” связности мешает нормальной работе коммутаторов/маршрутизаторов, а неожиданно большие затраты на передачу изменений маршрутов могут привести к тому, что и резервные пути окажутся недоступны; во-вторых, с резервированием в “этих интернетах” регулярно случается так, что после поступления действительно большого потока на резервные схемы – схемы эти падают, так как резервными они являлись не в “тёмном” режиме stand-by, а лишь резервировали некоторую полосу, доступную сверх типичной загрузки.

Оба этих фактора едва ли не гарантируют, что в момент каких-то пиковых изменений распространение информации о самих изменениях приводит к возникновению задержек, которые, в свою очередь, с необходимостью вызывают новые изменения, информация о которых тоже должна передаваться, что увеличивает задержки, ну и, в общем, понятно, что происходит далее. Подобные каскадные “штормы” периодически случаются более или менее “локально”, разработаны методы борьбы, но, всё же, умело нанесённый удар по кабелям может обрушить почти всё.

А так-то, да, конечно, в Интернете были задуманы механизмы самоорганизации межсетевого взаимодействия, на случай “глобальных проблем”. Вот только было это сорок лет назад, отчасти являлось прикрытием для других задач, нуждавшихся в финансировании, да и вообще предлагалось для одного конкретного и небольшого сегмента межсетевых соединений, где пытались сохранять связность – времена несколько поменялись.

Кстати, одним из весьма вероятных вариантов развития систем пропуска пользовательского трафика через (условный) Интернет является пропуск маршрутизаторами только пакетов, подписанных ключами доверенных приложений; либо это могут быть подписанные сессии – тут зависит от выбранного подхода. Интересно, что в описании европейского цифрового удостоверения личности (eID – European Digital Identity), которое недавно прошло очередной этап утверждения, можно уже увидеть что-то подобное, пусть и в общих чертах: приложение на устройствах, привязанное к оплате телекоммуникационных услуг – понятно, что задача идентификации интернет-пользователя там давно заявлена, но, развивая контекст по заданному направлению, нетрудно предположить, что соответствующие приложения появятся и у провайдеров на BRAS (это инженерное название для систем управления массовым клиентским доступом); даже есть занятная оговорка, что, мол, некоторое программное обеспечение, из реализующего работу eID, можно будет не публиковать в открытых исходниках (последний момент, конечно, не стоит переоценивать, но всё же).

Почему “спагеттизация” Интернета не относится напрямую к технологиям создания, собственно, “каналов связи”? В принципе, на уровне от “физического порта” до “физического порта” сейчас тоже присутствует виртуализация, а создание туннелей под собирательным названием “L2VPN/MPLS” – вполне себе распространённая практика. То есть, трафик и на этом уровне может ходить замысловатыми путями, тут имеется собственная маршрутизация, хитрая динамическая коммутация и прочие занимательные инструменты. Это так, однако Интернет – это IP плюс автономные системы с BGP (и плюс DNS, конечно), а также более или менее непрерывная, в смысле IP/BGP, “глобальность” (которая пока что ещё остаётся доступной на практике). “Глобальность” важна потому, что IP-сети повсеместно используются и вполне себе изолированные. Но, конечно, элементы “битвы за банхаммер” наблюдаются и на уровне “отключения канала и портов доступа”.

В качестве развития технологии ESNI, которая так и не вышла из статуса черновика (draft), сейчас разрабатывается вариант с передачей полного дополнительного сообщения ClientHello, но в зашифрованном виде. Предлагаемая сейчас схема выглядит чрезмерно сложной, в основном, из-за того, что логические составляющие вложены одна в другую, при этом есть ссылки из внутреннего сообщения на элементы внешнего. Вряд ли это удастся реализовать без множества ошибок, порождающих уязвимости. Тем не менее, само направление интересное. Вообще, в теории, большинство прикладных протоколов современной Сети можно сделать полностью зашифрованными, включая этап установления соединения. Конечно, на практике такое если и возможно, то не скоро, однако можно рассмотреть гипотетическую картину, которая возникнет, если схему всё же воплотить. Сейчас, в TLS 1.3, зашифрованы не все сообщения, но, если сравнить с предыдущими версиями, то на защищённый обмен стороны переходят гораздо раньше. Например, в случае развития TLS в выбранном направлении, первое же сообщение клиента будет передаваться полностью в зашифрованном виде.

Возникает традиционная проблема: где клиенту взять ключи? Ключи для такой схемы публикуются в DNS. При этом, использование DNSSEC – позволяет защитить данные от подмены, а доставка запросов и ответов DNS через TLS – защищает от прослушивания трафика.

То есть, опять же, на примере TLS, – клиент извлекает серверные криптографические параметры для установления соединения из DNS, генерирует нужные ключи и зашифровывает первое же сообщение, которое направляет серверу. Это сообщение может вообще не содержать фиксированных заголовков в открытом виде (кроме, понятно, относящихся к TCP/IP или UDP). Третья сторона видит только факт обмена узлов псевдослучайными данными. Более того, даже на уровне DNS – тоже видны только псевдослучайные данные, поскольку обмен защищён TLS, в том числе, на пути между рекурсивным резолвером и авторитативным сервером.

Основных проблем у такой схемы, если она внедрена повсеместно, несколько. Во-первых, сервер должен принимать и пытаться расшифровать любые входящие пакеты. Это очень затратно в вычислительном плане. Конечно, криптография сейчас довольно быстрая, но нагрузки всё равно возрастут в тысячи раз (и более). Нужно учитывать, что быстрые решения по фильтрации пакетов на уровне протоколов, доступные сейчас и работающие с данными в открытом виде, работать перестанут: для фильтрации в таком режиме окажутся доступны только параметры уровня номера порта и IP-адреса (ну, ещё ряд параметров TCP), а для обработки протоколов – придётся выгружать ключи на узлы балансировки и фильтрации. (Это можно сделать, но потребует очень больших затрат; которым, впрочем, наверняка будут рады крупнейшие производители сетевого оборудования.)

Во-вторых, каждому клиенту нужна будет некоторая точка старта – источник актуальных ключей, необходимых для того, чтобы сделать первый защищённый запрос. В принципе, эта проблема попроще: ключи могут быть встроены в дистрибутив, а для проверки целостности дистрибутива – годится уже имеющаяся сейчас инфраструктура.

В-третьих, полностью исчезнут современные возможности по приоритизации разных типов трафика силами DPI: никаких сигнатур отдельных протоколов не останется, кроме самых базовых – номеров портов и IP-адресов (ну, ещё количество потоков можно как-то измерить).

Кроме того, гораздо сложнее станет отлаживать работу сетевого ПО и обнаруживать ошибки, поскольку типы прикладного трафика полностью потеряют “различимость”. Недоступным окажется пассивное блокирование ресурсов на уровне протокола (опять же, с использованием DPI).

И тем не менее, переход на такой уровень – вполне возможен в ближайшие годы.