dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Кстати, про “умные колонки”. Периодически возникают занятные обсуждения того, насколько эффективно работает “физическое отключение” микрофонов в колонке. Тут не важна конкретная модель. Скажем, предполагается, что есть специальная кнопка Mute, которая принудительно отключает микрофоны колонки так, что колонка, – якобы, – совсем перестаёт прослушивать помещение. Речь тут именно про утечку информации, а не про то, что штатное выключение микрофона кнопкой на корпусе – это функция, несомненно, полезная во вполне себе обычных сценариях использования колонки.

Вообще, если подходить к вопросу совсем уж строго и обсуждать возможности, то “микрофонов” в устройстве, подобном “умной колонке”, очень много – слово “микрофонов” в кавычках тут потому, что функции микрофона могут с той или иной степенью акустической чувствительности выполнять самые разные элементы, вплоть до конденсаторов, отрезков коаксиальных кабелей и даже дорожек печатных плат, что уж там говорить про динамики и элементы-экраны, расположенные на платах устройства. В общем, остаётся только выбрать подходящую “помеху” и завести её на вход преобразователя, записывающего сигнал в цифровой форме. А в переключении программной прошивки на “режим прослушивания” поможет аппаратный сигнал на стороне процессора, показывающий статус кнопки Mute.

Всякую подобную наводку нетрудно представить как результат схемотехнической ошибки. В особо продвинутых случаях канал акустической утечки может образовываться после подачи в нужные элементы схемы высокочастотного сигнала “накачки” (подходит для всяких фильтрующих наборов с “ферритами” и пр.) – то есть, потребуется совпадение нескольких факторов. Так что, в идеале, добиться нужного эффекта при проектировании можно так, что и не всякий участник процесса разработки догадается о побочном эффекте. Поэтому, даже если по команде с кнопки от схемы штатного микрофона отключается электропитание, это ещё не означает, что при этом сама физическая кнопка, “подпёртая” транзисторами и диодами, не превращается в “навязанный” микрофон. (Такой вариант с кнопкой был бы особенно забавным.) Я, кстати, несколько лет назад довольно подробно описывал гипотетическую схему смартфона, прослушивающего разговоры.

Понятно, что обсуждение в подобном усиленном контексте схем отключения микрофонов “умной колонки” штатной кнопкой – это слишком: при таких требованиях лучше уж вообще запретить приносить колонку в “защищаемое помещение”. Но, всё же, именно такая колонка представляет собой очень удобный носитель: в колонке штатно используются сигналы высокой частоты (микропроцессоры, схемы WiFi, Bluetooth); в колонке имеется мощный процессор и средства преобразования аналоговых сигналов (в обе стороны); колонка подключена к сети передачи данных. Главное, что в колонку дистанционно устанавливаются программы-приложения. А эти приложения могут взаимодействовать с окружающей электроникой, формируя, кроме прочего, проксирующие звенья для передачи данных с “безопасных” устройств.

Немного о статусе постквантовой криптографии в TLS. Постквантовые криптосистемы обмена ключами для TLS планируется поддерживать только в TLS 1.3. По крайней мере, так сейчас выглядит тенденция: скорее всего, TLS 1.2 сперва “заморозят”, а потом, достаточно скоро, объявят нерекомендуемым, как уже сделано в RFC 8996 для версий 1.0, 1.1. Обратите внимание, что в RFC прямо сказано: “MUST NOT be used” – в терминах этих документов MUST NOT именно и означает, что строго запрещено использовать, без вариантов. Конечно, если ваше приложение соответствует данному RFC – так-то все спецификации носят рекомендательный характер.

Вообще, TLS 1.3 спроектирован существенно лучше предыдущих версий: эта версия хоть и отличается всего лишь на единицу в младшем разряде номера, но с точки зрения архитектуры и криптографической инженерии – выше на поколение. Например, в 1.3 полностью переделана логика начального установления соединения, и эта новая логика гораздо стройнее, протокол в этой части получился более чистым, а на защищённый обмен данными стороны переходят раньше.

Именно стройная логика установления соединения теперь и позволила прозрачно добавить в TLS 1.3 криптосистемы обмена ключами с постквантовой стойкостью. Версия 1.3 полностью несовместима с 1.2, даже на уровне описания процессов, но зато в 1.3 убрано очень много невнятных нагромождений из “дополнений, расширений и уточнений”, которые характерны для 1.2. Конечно, в 1.3 есть свои невнятные моменты – например, трактовка значения “исторических” номеров версий в заголовках TLS-записей, – но, пока что, объём этих недостатков не существенен.

Технически, принести постквантовые криптосистемы можно и в TLS 1.2 – там достаточно механизмов для расширения протокола. Но смысл в поддержке TLS 1.2 можно найти только такой, что сохраняется совместимость со старыми программами и средами, которые невозможно обновить. Однако, если исходить из этого, то не стоит ожидать и добавления реализаций постквантовых криптосистем в эти программы и среды. При этом, TLS 1.3 лучше со всех сторон, – в том числе, в плане программной реализации, – поэтому продолжать тянуть ещё одну версию, за вычетом требований исторической совместимости, несколько странно. Да, можно предположить, что если вдруг в 1.3 обнаружится какой-то удивительный и фатальный архитектурный дефект, то использование 1.2 позволит избежать одномоментного обвала всего и вся. Но на уровне протоколов TLS – это сильно вряд ли, а учитывая архитектурную выверенность TLS 1.3, что-то подобное скорее произойдёт с 1.2. А вот поверить в какие-то дефекты распространённых реализаций – нетрудно. Но, опять же, не факт, что поломается именно 1.3, в котором меньше мест, где можно споткнуться. Поэтому-то развитие, в виде добавления постквантовых криптосистем, и относится только к 1.3.

Регулярно говорят и ещё чаще пишут, что, мол, если это GPS-трекер в наручных часах, то это “просто приёмник” – принимает сигнал со спутника, но ничего не передаёт.

Конечно, тут смотря с чем сравнивать, но, вообще-то, в современных приёмниках обычно есть и вполне себе “передатчик” – это внутренний генератор частоты (или даже сложного сигнала для коррелятора), который, грубо говоря, необходим для эффективной селекции и усиления принимаемого сигнала. Так что уже и этот внутренний генератор будет излучать через прочие схемы в эфир слабый сигнал, который, теоретически, можно принимать. Помимо этого, такое сложное электронное устройство, как “умные” часы с GPS, содержит множество прочих элементов, излучающих в эфир сигналы. Понятно, что эти сигналы принимать и детектировать сложно, но, если говорить строго, то и современный приёмник – он же, в качестве побочного эффекта, и передатчик, – и микропроцессорное устройство содержат множество других схем, передающих в эфир побочные сигналы.

Впрочем, с современными часами-трекером всё обычно сильно проще, уточнений про практическую схемотехнику даже не требуется: в таких часах присутствуют, как минимум, ANT и Bluetooth, а то и полноценный WiFi-модуль. Так что, до спутника, может, и не добивает (в случае со Starlink – не факт), но точно уже внутри не “только приёмник”.

Современные смартфоны и приложения мессенджеров: вообще, приложение на конкретном целевом устройстве может подменить как провайдер сервиса мессенджера, так и провайдер операционной системы. А различные утечки в современном мире не обязательно должны происходить строго через радиосеть и непосредственно со смартфона на центральные серверы того же мессенджера. Почему про эти моменты постоянно забывают – не понятно.

Целевая подмена приложения пройдёт незаметно для конкретного атакуемого пользователя, а других пользователей – вообще не затронет. В смартфоне много сенсоров. То, что какие-то из них заявлены как “отключенные”, то, что к каким-то запрещён доступ данному приложению на уровне ОС – всё это нужно воспринимать с определённой долей скептицизма: кто его там знает, как оно реально работает в конкретном устройстве.

Телефонный номер, привязанный к смартфону, тоже даёт много неожиданных возможностей по идентификации: если номер доступен в сети оператора, то это означает, что можно сопоставлять события мобильной телефонии с тем, что происходит в приложении. И не стоит забывать про межоператорские “сигнальные системы” – то, что принято обозначать аббревиатурой SS7. Занятно, кстати, что в том же Telegram в описании “приватности” буквально сказано: “В Telegram телефонные номера играют роль уникальных идентификаторов” (то есть, ресурс оператора связи служит идентификатором в мессенджере, как бы независимом).

Не следует забывать и о том, что сейчас очень много других устройств (не только смартфонов), находящихся неподалёку от целевого устройства. Поэтому, даже если на конкретном устройстве действуют некоторые эффективные методы защиты, это не означает, что эти же методы действуют и на других устройствах рядом: на них, напротив, могут быть установлены скомпрометированные приложения, как минимум. Такое устройство может передавать на удалённые сервера сведения о том, что наблюдается вокруг – вспомните, что уже внедрены даже штатные методы “отслеживания контактов”, а немного рассуждений про нештатные – ниже. Так что и полезные для идентификации геометки могут приходить от других устройств, и информация о присутствии того или иного “защищённого смартфона” рядом тоже не потеряется.

Для выдачи в окружающее пространство сигнала присутствия вовсе и не обязательно использовать радиоэфир: приложение или специально настроенный системный модуль ОС могут сигналить ультразвуком – об этом, опять же, привычно забывают, несмотря на то, что эффект многократно продемонстрирован на практике. Для передающего данные по акустическому каналу приложения-пищалки, кстати, не требуется разрешать в ОС доступ к микрофону (но у современных приложений мессенджеров и он, обычно, есть – требуется для голосовых вызовов). Акустический канал не закрывает клетка Фарадея и он прекрасно работает транспортом для утечек даже в тех “умных” устройствах, которые смартфоном не являются, управляются “по проводу USB”, а поэтому продвинутыми пользователями считаются безопасным “чистыми приёмником”. Но достаточно, чтобы в устройстве был управляемый динамик. Более того, звук, в качестве побочного излучения, генерируют многие другие компоненты “умных устройств”.

Часто приходится сталкиваться с неверным пониманием того, как криптографические хеш-функции можно применять для “анонимизации” данных и какой эффект можно получить на практике. Связано это с излишне общей трактовкой основного свойства хеш-функций: сложности вычисления аргумента по значению, нахождения прообраза – то есть, сложной обратимости. Из того факта, что только по известному значению хеш-функции нельзя вычислить исходный аргумент, делается вывод, что после применения хеш-функции к исходным данным полностью исчезает различительная способность. Это, конечно, далеко не так.

Заметьте, кстати, что из-за гарантированного наличия коллизий, одному значению добротной криптографической хеш-функции заведомо соответствует бесконечно много аргументов. Это так потому, что хеш-функция отображает входные массивы произвольной длины в массивы фиксированной длины. Поэтому, на практике, для определения “подлинного аргумента” всегда используется либо дополнительная структура, либо сам этот аргумент.

Сложность обращения мешает далеко не всегда. Во многих и многих практических случаях достаточно использовать прямое вычисление хеш-функции, чтобы, перебирая допустимые аргументы на входе, найти подходящий. Если известны ограничения на входные данные, метод оказывается очень эффективным. Чем больше ограничений, тем эффективность выше. В практических случаях – ограничения есть, и не одно. Я обычно привожу в пример домашние адреса из некоторой базы данных с пользователями, где адрес разбит на поля “Улица”, “Номер дома/квартира”. Пусть анонимизирующее значение хеш-функции вычисляется от объединения этих полей для одной записи. Сколько всего есть таких строк с возможными записями домашнего адреса для огромного мегаполиса? Десяток миллионов? Что-то около того. И эти строки можно взять из открытых картографических данных.

По современным вычислительным меркам – проверка десятка миллионов записей по SHA-256 не займёт какого-то существенного времени (вот, например, я посчитал для сравнения: реализация SHA-256 в OpenSSL на Raspberry Pi 5 обрабатывает больше миллиона 1024-байтовых блоков в секунду). Обычно, предлагают очевидные методы защиты: взять вместо SHA-256 специальную медленную хеш-функцию, привязанную к объёму памяти; взять секретный параметр (“соль”), который будет подмешиваться при “анонимизации”. Оба метода – не слишком подходят: требуют кратно больше вычислительных ресурсов и на стороне легитимного “анонимизатора”, требуют управления генерированием и хранением “соли” (так как это не защита от использования предвычисленных данных, “соль” нельзя совсем зафиксировать или передавать вместе с данными, но при этом текущее значение должно быть как-то проиндексировано, поскольку изменение соли приведёт к изменению соответствия в разных версиях анонимизированной таблицы).

Необходимо рассматривать и актуальную “модель угроз” – то есть, знать, от чего пытаемся защитить данные. Рассмотрим другой пример: анонимизация “хешированием” URL, которые посещает пользователь через браузер. На первый взгляд, URL-ы сложнее перебирать (но тоже можно). Однако, если задача состоит в обнаружении факта посещения конкретных URL, то, зная эти URL, определить соответствие труда уже не составляет. Если сторона, принимающая “анонимизированные” URL от браузера, использует какие-то “соли”, то это не мешает данной стороне без проблем самостоятельно обращать значения по списку URL. Ну и, по большому счёту, подсчитать хеш-функции по массиву мыслимых URL – тоже возможно, однако, из-за слишком слабых ограничений на входные данные, ограниченным тут будет успех: представьте, что в URL дописывается псевдослучайная строка из 32 ASCII-символов.

Тем не менее, пример из предыдущего абзаца показывает, что такая схема позволяет с легкостью находить пользователей, посетивших один и тот же URL. Это существенный дефект используемой схемы “анонимизации”: одинаковые значения – отображаются в одинаковые значения, то есть, подобное хеширование вовсе и не удаляет “различительную способность”. Если вернуться обратно к записям адресов пользователей, то это означает, что нетрудно определить пользователей, проживающих вдесятером по одному адресу, даже не нужно ничего перебирать.

Не удаляет простое хеширование и сведения о том, какие “анонимизированные” носители прообразов обменивались между собой некоторыми аретфактами (см. недавнюю записку про разноцветные шары). Вообще никакие взаимосвязи между объектами не удаляются. Так что необходимо учитывать, что если в “анонимизированной” БД с географическим перемещением персон “захешированы” имена и фамилии, а также и координаты, то это не отменяет характерных траекторных цепочек. Цепочки очень быстро становятся уникальными. Так что, не только в данных будет отчётливо виден бегемот, который ходит к реке через туннель, проделанный им в зарослях, но и нетрудно определить персональный хеш этнографа, убегающего от этого бегемота через тот же туннель.

На dxdt.ru трафик минимальный, но тем заметнее набеги ботов. Я достаточно свободно отношусь к фильтрации на сервере, где работает dxdt.ru, но фильтры тут всё же есть: так, автоматический бан IP-адрес может получить за интенсивные попытки подключения по SSH, за не менее интенсивные попытки перебора логинов WordPress, ещё за некоторые достаточно экзотические действия. Это всё реализуется при помощи очень полезного инструмента fail2ban, который я много где и давно использую.

Однако всё чаще, что называется, “набигают” боты, отправляющие по адресам страниц на dxdt.ru десять-пятнадцать GET-запросов в секунду, в течение нескольких минут, включая повторные запросы к тем же URI, на которые буквально только что были получены ответы. И так – несколько раз в сутки (хотя на dxdt.ru новые записки выходят сильно реже, мягко говоря). И это не сканеры уязвимостей, не HTTP-DoS, а это явно какие-то “сломанные контент-боты”. Или, что более вероятно, очередные “скраперы” для целей ИИ – в этой среде, похоже, уже так принято: написать что попало с кривым User-Agent без всяких объяснений.

В общем, приходится иногда в полуавтоматическом режиме некоторые такие адреса включать в отдельный список для HTTP-перенаправления, ведущего в специальный “тупик” с кодом статуса 503: практика показала, что в такой конфигурации эти боты затихают после нескольких повторных запросов. Сейчас в данном списке всего несколько адресов-источников и специфических подстрок User-Agent. Так что, думаю, никакие корректные боты, а их немало ходит, не задеты. Но если вдруг данный строгий метод отключил кому-то RSS-читалку от dxdt.ru (сильно вряд ли, конечно), то напишите письмо – я включу.

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 2017 году я писал на dxdt.ru про киберпанк и базы данных “умного города”:

“Предположим, есть база данных, в которой содержатся сведения о мгновенном расходе электроэнергии в домохозяйстве, привязанные ко времени, сведения собираются с “умных счётчиков”. К базе данных получают доступ хакеры, их цель – выяснить, по какому адресу находится стиральная машина, удалённый доступ к которой они уже получили ранее, в рамках целевой атаки. Метод, впрочем, довольно очевидный: ночью стиральную машину включают и выключают несколько раз, записывая время включения и выключения. На втором шаге – в базе данных электропотребления ищется соответствующая сигнатура (скачки потребляемого тока), а уже по ней определяется адрес, где установлен счётчик и находится стиральная машина.”

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).