dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Интересный практический пример неверной настройки DNS в зоне vk.com, как его можно видеть и сейчас, и уже в течение нескольких недель. Скриншот выдачи сервиса проверки audit.statdom.ru (подробные объяснения – ниже):

Зона vk.com делегирована на авторитативные NS с именами, находящимися в той же зоне (так называемые “субординатные” NS), а именно: ns1, ns2, ns3, ns4.vk.com (всё в vk.com, не лучшее решение, но сейчас о другом). При этом в самой зоне vk.com для имён NS указаны AAAA-записи – это DNS-записи, содержащие IPv6-адреса. Вообще, чтобы избежать циклов при рекурсивном опросе DNS, для имён авторитативных серверов, которые сами определены в делегируемой зоне, используются так называемые glue-записи: серверы имён вышестоящей зоны возвращают IP-адреса для имён, на которые эта зона делегирована.

То есть, если домен example.com делегирован на ns1.example.com и ns2.example.com, то авторитативные серверы зоны первого уровня com. будут возвращать в дополнительном блоке DNS-ответа IP-адреса для ns1.example.com и ns2.example.com, чтобы резолвер мог к ним обратиться. (Понятно, что иначе резолвер, для определения адреса ns1.example.com, должен обратиться к DNS-серверам example.com, а чтобы обратиться к DNS-серверам example.com – нужно узнать адрес ns1.example.com, ну и так далее.)

Так вот, для vk.com в glue- указаны только А-записи (IPv4-адреса), но не указаны AAAA-записи (IPv6-адреса). Между тем, как отмечено в предыдущем параграфе, в самой зоне IPv6-адреса для NS указаны: каждый NS из списка делегирования снабжён v6-адресом в DNS. Под “данными в самой зоне” тут имеются в виду данные, возвращаемые непосредственно авторитативными NSами (которые ns[1,2,3,4].vk.com).

Вообще говоря, делегирующие ответы – и, тем более, glue-записи – имеют ключевое значение на базовой стадии рекурсивного опроса, но состав записей для NS в самой зоне может быть другим, при условии, что сведения, полученные с серверов уровнем выше, в этот состав вкладываются. То есть, можно допустить, что в самой зоне указаны дополнительные NS, которых нет в списке делегирования (обратная ситуация свидетельствует об очень грубой ошибке и представляет собой угрозу).

Для vk.com дополнительными оказываются адреса IPv6 для авторитативных NS. Адреса выбраны красивые, резолверы, работающие по v6, могли бы их использовать, но DNS-сервис под ними недоступен и отсутствуют glue-записи.

Гибридная криптосистема с постквантовой стойкостью X25519Kyber768 использует, как нетрудно догадаться, ключи X25519 в дополнение к Kyber. При этом X25519 – типовая криптосистема в современном TLS, так что в одном и том же ClientHello может быть одновременно два ключа: и X25519Kyber768, и просто X25519. И вот, например, Firefox в свежих версиях использует тут один и тот же ключ X25519 – и в гибриде, и в обособленном варианте. Это экономит одну итерацию X25519 (технически, что в гибридном варианте, что нет – это одна и та же криптосистема, никаких отличий). А вот Chrome, в такой же ситуации, использует два разных ключа X25519.

Снова пишут о том, что пользователи TOR могут быть “деанонимизированы” при помощи анализа параметров трафика с сопоставлением по времени. Почему-то, иногда такая особенность преподносится как новость. Но это весьма старый метод. Например, я писал об этом почти десять лет назад на dxdt.ru:

Внутри сети TOR пользовательский трафик зашифрован, “вложенным” шифрованием. Известно, что параллельный анализ трафика, наблюдаемого на входном и выходном узлах (то есть, трафика, входящего в TOR и выходящего из этой сети), позволяет деанонимизировать источник трафика.

P.S. В той записке есть ссылки на два внешних ресурса: PDF с исходным описанием на сайте издания Spiegel и ссылка на сайт журнала “Доменные имена”, в котором я публиковал статью по теме. Показательно, что ни одна из ссылок нынче не ведёт на документы и тексты: обращение по адресу на сайте издания Spiegel – возвращает HTTP 404, а ссылка на сайт “Доменных имён” – переадресует на главную страницу nic.ru. В последнем случае, это связано с тем, что RU-CENTER вообще удалил сайт журнала – мне до сих пор непонятно по какой такой причине, поскольку, хоть сам журнал и закрыли, но на сайте был весьма полезный архив номеров.

Использование имеющихся сейчас посквантовых криптосистем в TLS существенно увеличивает объём передаваемых данных. Например, ключ Kyber768, используемый в первом же сообщении (ClientHello), требует более килобайта (1184 байта). При этом, в TLS 1.3 есть штатная возможность передать несколько ключей для разных криптосистем в одном сообщении ClientHello, чтобы сервер выбрал подходящее. Эта возможность постоянно используется на практике.

Например, клиент может сразу передать ключи X25519 (32 байта) и P-256 (32+32 == 64 байта). То есть, две криптосистемы – и лишь 96 байтов расходуется на запись ключей (небольшое количество дополнительных байтов нужно для записи тех структур, в которых передаются ключи, но это можно не учитывать). Если передавать ключи двух постквантовых криптосистем, – скажем, с теми же Kyber768 и стандартизованным вариантом ML-KEM, – то получается уже больше двух килобайт. Это много, но если регулярно переходить от одной поствкантовой криптосистемы к другой, то становится необходимым, рутинным элементом TLS-соединений. Заметьте, что сам перечень поддерживаемых клиентом криптосистем для обмена сессионными секретами передаётся в TLS отдельно. Обычно, в этом перечне указано значительно больше криптосистем, чем передано ключей. Так, браузер может передавать семь поддерживаемых вариантов и ключи только для трёх из них (так сейчас делает Firefox). Чтобы сервер мог выбрать криптосистему, ключи от которой отсутствуют в ClientHello, в TLS 1.3 предусмотрен механизм повторного согласования – HelloRetryRequest: сервер, в этом случае, запрашивает повторное ClientHello, где будет только ключ той криптосистемы, которая выбрана (это всё можно самостоятельно увидеть на тестовом сервере TLS 1.3 при помощи современного браузера).

Подобный перебор с постквантовыми криптосистемами ещё больше увеличивает трафик, поэтому уже рассматриваются варианты того, как бы данный момент переложить на DNS. Так, в сообщении Google про ML-KEM в браузере Chrome, на которое я недавно ссылался, упоминается соответствующий черновик RFC – там предлагается публиковать в DNS сведения о предпочитаемых криптосистемах для обмена сеансовыми ключами в TLS. Конечно, тут нужно учитывать возможную защиту DNS-ответов от подмены, то есть, всё это тянет за собой не только и не столько DNSSEC (которая сама не имеет пока что ничего “постквантового”), как DNS-over-TLS/DNS-over-HTTPS.

Развитие постквантового TLS очень бурное. Впрочем, пока что не совсем понятно, для чего вообще такой рост объёмов данных. Сама по себе “постквантовая стойкость” тут ничего не объясняет, как и популярные описания в стиле “зашифруй заранее, пока нет квантового компьютера”. Однако вот уже и DNS охвачена дополнением записей. С одной стороны, размещение предварительных сведений о настройках TLS в DNS выглядит более чем разумно: запрос в систему всё равно необходим для получения IP-адреса; с другой стороны – данное направление развития как-то быстро сводится к надстраиванию новых и новых, всё больших и больших “дополнений”. (Надстраивание происходит в ускоряющемся темпе: не успели год назад внедрить в браузеры Kyber, как его уже переименовали в ML-KEM и переделали.) Эти “дополнения” вытесняют привычную работу с DNS, заменяя её на другой процесс, который следует называть “обнаружением сервисов” (Service Discovery) – дело в том, что с появлением ECH даже и IP-адреса будут извлекаться из доступной сети по-другому.

Google пишет, что в ближайших версиях Chrome отключит использование Kyber768, заменив его на ML-KEM. Речь про использование в гибридной криптосистеме с постквантовой стойкостью для обмена ключами TLS 1.3. То есть, вместо X25519+Kyber768 будет ML-KEM+X25519 (здесь “минус” это дефис, а “плюс” – это плюс). Связано решение с тем, что криптосистему, в постквантовой части, стандартизировал NIST, и вариант из стандарта (кто бы мог подумать!) не совместим с тем вариантом, который использовался до стандартизации под именем Kyber.

В частности, при стандартизации отказались от одного из “промежуточных” преобразований с хеш-функцией, которое, в теории, могло бы предотвращать утечки состояния генератора (псевдо)случайных чисел. Про это всё, естественно, написано в документе NIST. Формулировка выглядит занимательно для тех, кто следит за темой модификации криптосистем в стандартах. В цитате далее (из приложения к стандарту NIST) под словосочетанием “этот шаг” (this step) имеется в виду шаг алгоритма, на котором вычислялось значение SHA-256 от инициализирующего значения: “The purpose of this step was to safeguard against the use of flawed randomness generation processes. As this standard requires the use of NIST-approved randomness generation, this step is unnecessary and is not performed in ML-KEM”. Пересказ смысла: поскольку в стандарте NIST прописано требование использовать только генераторы случайных чисел, разрешённые NIST, то и дополнительная защита от “испорченных генераторов” (то есть, оборачивание значения в хеш-функцию) более и не требуется. Логично, чего уж там. Строго говоря, ничто не мешает применить хеш-функцию для маскировки состояния раньше, до передачи значения в KEM. (Тут, конечно, речь только про дополнительный шаг уровня реализации, а SHA-3, требуемая непосредственно внутри Kyber, осталась.)

Так что постквантовые криптосистемы не просто развиваются, но ещё и вот начали тасоваться их названия, порядок байтов, способы конкатенации и использования хеш-функций. Возможно, я через некоторое время добавлю ML-KEM+X25519 на свой тестовый сервер TLS 1.3.

Вот ещё один занятный пример про неверное описание “квантовых технологий” и криптографии. На сайте IBM, – вроде бы, профильной технологической корпорации, – размещена справка о том, что же это такое – “квантовая криптография”. В самом начале справки утверждается, будто “у квантовой криптографии есть потенциал стать более надёжной/стойкой (secure), чем предыдущие виды криптографических алгоритмов, и она невзламываемая (unhackable) даже теоретически”. Этот момент про исключительную надёжность, весьма традиционный, базируется на не менее расхожем утверждении, что в основе стойкости квантовой криптографии, как бы, лежат некие “физические законы” или “законы природы”. Несмотря на то, что из самого описания алгоритмов понятно, что в основе стойкости лежит принятая математическая модель некоторой статистики и интерпретации, не менее математической, физических экспериментов с квантовыми частицами (одной из интерпретаций). То есть, технический метод защиты информации, передаваемой по физическим каналам связи, почему-то опять объявляется абсолютно стойким.

Cтатья, впрочем, идёт дальше и необходимость квантовой криптографии обосновывает тем, что квантовый компьютер, дескать, поможет быстро “факторизовать числа” и взломать RSA. А квантовая криптография тут может оказаться единственным способом защиты, потому что её не удастся взломать квантовым компьютером (что, вообще говоря, далеко не факт, если задуматься). Это, впрочем, вещи из совсем разных областей: не только нельзя путать технические методы защиты информации с математической криптографией, но и методы квантовой криптографии никак не избавляют от необходимости аутентификации сторон, между которыми установлен защищаемый технический канал связи. То есть, здесь тоже требуются либо заранее распределённые доверенным способом секретные ключи (но зачем тогда ещё и квантовая криптография?), либо какой-то механизм электронной подписи (который, конечно, будет чисто математическим, и как бы ещё не оказался на практике той же самой RSA в X.509-сертификате).

Отдельно можно отметить, что на той же странице размещён и небольшой блок текста про постквантовую криптографию, которая, – в заметном противоречии с только что заявленной уникальностью квантовой криптографии, как можно подумать, – тоже предлагает “квантово-защищённые” алгоритмы.

Иногда спрашивают: почему (некоторые) УЦ TLS не поддерживают подтверждение права управления доменом с использованием WHOIS-запросов? Вот появился очередной практический пример, иллюстрирующий, почему тут не нужно использовать WHOIS ни в каком виде: исследователи зарегистрировали домен, ранее служивший хостнеймом для whois-сервиса зоны .MOBI, и, как утверждается, получили потенциальную возможность подтверждать право управления доменом по запросам от УЦ, подставляя произвольный адрес e-mail в ответ (“потенциальную” – потому что сертификат исследователи заказывать не стали).

Подтверждение (валидация) права управления доменом (DCV – Domain Control Validation) – основа процесса выпуска TLS-сертификатов публичным УЦ. Понятно, что и ответы из WHOIS должны дополнительно валидироваться, и актуальность хостнейма сервера – контролироваться. Однако, каждый новый поддерживаемый метод DCV создаёт риски, а особенно велики эти риски, когда метод подразумевает использование дополнительных протоколов. Вообще, для автоматического выполнения DCV сейчас есть только один полностью подходящий способ: публикация TXT-записи с заданным значением в DNS. Но и тут имеется куча оговорок, конечно. При этом, уже и близкий метод – HTTP-запрос, – существенно хуже, пусть и использует DNS для передачи A-записей.

Продемонстрировано извлечение данных, раскрывающих секретный ключ ECDSA, из аппаратных токенов YubiKey при помощи ПЭМИН (то есть, побочных электромагнитных излучений и наводок). Используется утечка информации о внутреннем состоянии микроконтроллера при выполнении математических операций (алгоритм Евклида при вычислении обратного элемента, которое необходимо в ECDSA). По ссылке выше – очень большое описание, потому что атака сложная, требуется достаточно хитрая аппаратура и нужен не просто физический доступ, но необходимо разобрать токен. (via)

С одной стороны, сразу вспоминается контейнер, механически защищённый от несанкционированного доступа: то есть, если бы было предусмотрено физическое разрушение токена при попытке вскрытия корпуса, то атака стала бы ещё сложнее (понятно, что всё равно можно вскрыть и разобрать, но трудностей, при правильной конструкции, можно добавить немало – есть даже специальное направление исследований: как лучше устроить саморазрушаемые чипы).

С другой стороны – работающая аппаратура так или иначе уязвима к утечкам по побочным каналам: если состояние изменяется, то это изменение можно отследить и использовать. Большой вопрос: можно ли вообще на практике вычислять что-то содержательное (типа подписи с постквантовой стойкостью, скажем) так, чтобы внешний наблюдатель, в электромагнитных деталях фиксирующий “переключения триггеров”, не мог вычислить секрет. Скорее всего – нет, нельзя, а данные через побочные каналы утекают даже при передаче уже обработанной информации, и даже при использовании абсолютно стойких (математически) шифров.

Кстати, не совсем по теме алгоритма Евклида в микроконтроллерах, но тоже интересно: квантовая криптография, которую, почему-то, повсеместно называют “абсолютно защищённой законами физики” (или что-то такое) – тут тоже не помогает никак: утечки состояния оборудования, создающего “квантовый канал”, вполне себе раскрывают “нераскрываемые” секреты. Понятно, что квантовая криптография – это про передачу данных. Однако декларируемая защита “физическими законами” – это лишь результат экспериментального применения некоторой модели, которая явно неполна, а дополнения и уточнения к ней – вполне себе могут принести каналы утечки уже на квантовом уровне.

Постквантовые криптосистемы из рекомендованных NIST используют большие по количеству байтов ключи и значения подписей. Это особенно заметно, если сравнивать с привычными “классическими” криптосистемами на эллиптических кривых: постквантовые схемы требуют в сотню раз больше байтов; требования для разных криптосистем и разных сочетаний параметров различаются, но, тем не менее, это буквально рост на пару десятичных порядков: так, подпись в “минимальном” варианте SLH-DSA записывается в 7856 байтов, сравните с 64 байтами ECDSA/P-256, например; другие наборы параметров SLH-DSA требуют для подписи по 16 килобайтов и более, у ML-DSA – поменьше. Такой рост объёмов передаваемых данных составляет заметную проблему для практики TLS.

В TLS указание длины блоков данных встречается на нескольких уровнях, так как запись длины и типа данных перед самими данными – это основа архитектуры данного семейства протоколов (это относится не только к TLS, конечно, но и к другим криптографическим протоколам). Обязательный рост размера полей данных отразится на всех уровнях. Посмотрим на них подробнее, оставив, пока что, за скобками TCP (предполагается, что TLS работает поверх TCP).

Уровни, – начиная с базового, с TLS-записей, – выстраиваются следующим образом:
1) TLS-записи;
2) TLS-сообщения;
3) блоки данных внутри TLS-сообщений.

Блоки данных формируют TLS-сообщения, которые передаются в TLS-записях. Здесь на каждом уровне в заголовке присутствует поле с записью длины, то есть, резкое увеличение длины подействует на всех уровнях. Одно из радикальных проявлений – на уровне TLS-записей. В TLS-записи вкладывается весь TLS-трафик. Заголовок TLS-записи содержит: один байт, обозначающий тип записи; два байта, в которых записывается номер версии протокола; два байта, кодирующих длину данных. При этом максимальная длина ограничена спецификацией отдельно, и для TLS 1.3 составляет 16384 + 256 == 16640 байтов (октетов, в более строгой, “сетевой” терминологии).

Представим, что TLS-сертификаты переведены на посквантовые криптосистемы электронной подписи и на запись только значения подписи и открытого ключа теперь требуется восемь (условно) килобайтов. Даже если прочие необходимые поля сертификата займут только два килобайта (это мало – см. ниже), то получится десять в сумме и уже пара сертификатов – вылезают за максимальный размер одной TLS-записи. Да, спецификация позволяет как угодно нарезать TLS-сообщения по записям, поэтому можно передать одно сообщение в нескольких записях. Однако, так как сервер в ходе установления TLS-соединения присылает в ответе несколько сертификатов, ситуация с постквантовыми криптосистемами прямо потребует такой фрагментации TLS-сообщений. Это хоть и допустимо, но нельзя сказать, что хорошо – в некоторых случаях возможны конфликты.

Занятно, что сейчас TLS-сертификаты для веба, то есть, для использования в распространённых веб-браузерах, требуют наличия так называемых SCT-меток, подтверждающих, что тот или иной доверенный лог Certificate Transparency видел соответствующий (пре)сертификат. Такое подтверждение, как нетрудно догадаться, реализуется с помощью электронной подписи. В случае постквантовых криптосистем, подписи SCT-меток тоже должны разрастись в объёмах. То есть, если оставить архитектуру такой, какая она есть, то TLS-сертификаты станут весить килобайт пятьдесят каждый. Не очень-то удобно.

Более того, значение дополнительной “постквантовой” подписи, при использовании соответствующего TLS-сертификата, передаётся в ходе первоначального установления TLS-соединения, чтобы аутентифицировать параметры соединения и, как минимум, сервер (со стороны клиента). А это ещё несколько килобайт или, скорее, несколько десятков килобайт. Эти многие килобайты должны накапливаться в ходе установления соединения, чтобы вычислить значения хеш-функций, необходимые для аутентификации.

Не только в TLS-записи, но и в заголовке TLS-сообщения Certificate тоже придётся указывать существенно большую длину, а также и в заголовках самих блоков данных, которые содержат передаваемый список сертификатов. Если же сертификаты присылает ещё и TLS-клиент, то общий размер данных для начального обмена сообщениями вырастет радикально.

Естественно, большое количество дополнительных байтов потребуют и схемы согласования симметричных ключей с постквантовой стойкостью (ML-KEM, в терминах NIST). Из-за этих схем увеличивается объём начальных сообщений TLS. Тут уже можно вспомнить и про TCP, так как влияние TCP-параметров имеет наибольшее значение именно на начальном этапе TLS-соединения: существенное раздутие ClientHello/ServerHello приводит к тому, что сообщения вылезают за привычные границы TCP-сегмента.

Является ли большой объём данных, требуемый для записи параметров современных постквантовых криптосистем, необходимым условием достижения постквантовой стойкости? Вряд ли. Даже в упомянутых выше криптосистемах использование большого количества байтов диктуется не столько желанием “увеличить пространство перебора”, сколько требованиями по оптимизации вычислений, которые всё же должны выполняться за какое-то разумное время. Текущие параметры нередко всё равно разворачиваются из, например, 256-битного вектора инициализации. С другой стороны, квантовых компьютеров пока нет, а постквантовая стойкость тут всё ещё определяется относительно одного конкретного квантового алгоритма – алгоритма Шора, – так что для взлома предложенных постквантовых криптосистем могут придумать новые, не менее квантовые, алгоритмы, и большое количество байтов, требуемое для записи ключа или значения подписи, не поможет, так или иначе: не факт, что универсальная постквантовая стойкость вообще возможна – в континуум одинаково легко проваливается и 16 килобайт, и 16^16 килобайт, и даже соответствующие факториалы.

Немного технических деталей про протокол Диффи-Хеллмана в практике интернет-коммуникаций, почему ключи остаются в трафике, и немного про симметричные шифры.

Протокол Диффи-Хеллмана (DH) подразумевает, что каждая из сторон вычисляет свой секрет, потом на основе этого секрета вычисляет собственный открытый параметр (назовём пару этих параметров A и B), передаваемый по открытому же каналу. После того, как сторонам удалось обменяться открытыми параметрами, они могут определить уже общий симметричный секрет, на основе которого вычисляется секретный ключ (чаще – ключи) для симметричного шифра. Так вот, каждый из параметров A и B содержит полную информацию, необходимую для вычисления общего секрета (пояснение, 31/08/24: речь тут про вычисление по записи трафика DH). Это так по определению протокола, иначе сторонам не удалось бы получить одинаковый секрет. Другое дело, что извлечь эту информацию, исходя из известных алгоритмов, вычислительно трудно (но возможно). В частности, не было бы предмета для постквантовой криптографии, если бы ключи “классических” реализаций DH не восстанавливались бы полностью из записи трафика. Так что ключ есть в трафике, а не “только на клиенте”. Это всё известно специалистам, а DH в криптографии и не позиционируется как “ключ только на клиенте”, чтобы это ни значило.

Заметьте, что на практике, если конкретная реализация криптосистемы уязвима, то открытые параметры DH (A, B) могут предоставлять информацию о том, как оптимизировать поиск нужного секрета – это обычный приём. “Обратной задачей DH” называют задачу определения исходного секрета по открытому параметру (А или B). Однако вовсе не обязательно уметь решать обратную задачу быстро и универсальным образом. Можно ограничиться прямой задачей: при знании исходного пользовательского секрета решение этой задачи – быстрое по определению, это важный математический момент; специально подобранные параметры и/или дефектный датчик случайных чисел могут свести перебор к минимуму, если атакующей стороне известен другой секрет или параметр, который задаёт бэкдор (намеренно созданную уязвимость). Соответственно, оптимизированный перебор проводится до тех пор, пока подбираемое значение не совпадёт с перехваченным открытым параметром – в этом полезная роль этого параметра, так как подбирать ключ симметричного шифра, обычно, посложнее.

Ситуация с симметричными шифрами, впрочем, тоже не лишена особенностей. Дело в том, что на практике нетрудно предсказать значение открытого текста, соответствующего перехваченному в трафике зашифрованному сообщению. Это вообще самая старая из минимально содержательных атак на практические криптосистемы, известная задолго до появления интернетов, однако в интернетах обретшая новые черты: нетрудно предсказать, что содержится в начальных байтах HTTP-запроса GET, отправленного браузером через TLS-соединение к веб-серверу под известным именем. (И уж тем более нетрудно определить, для того же TLS, значение индекса в симметричной криптосистеме, работающей в режиме счётчика.) Это означает, что, формально, в трафике есть и следы ключей симметричного шифра. Другое дело, что преобразование, соответствующее зашифрованию симметричным шифром, во-первых, практически одинаково работает в обе стороны (зашифрование/расшифрование), то есть, никто и не полагался на сложность обратного преобразования как элемент обеспечения стойкости; во-вторых, с точки зрения криптоанализа симметричного шифра, секретный ключ входит в состав выполняемого преобразования. Тем не менее, для симметричных шифров тоже известны различные подходы, позволяющие устроить “вычислительный бэкдор“.

Кстати, что касается программ-мессенджеров. Естественно, тут вообще практическая часть задачи сводится к доверию конкретному приложению, которое, – в теории, – реализует “некоторую криптографию”. Более или менее игнорировать техническую часть, заключающуюся в доверии приложению, позволяет только хорошая подготовка и настоящий одноразовый “шифр-блокнот”: то есть, буквально, когда используется секретная книжечка с числами – это даёт абсолютную стойкость, но с большими оговорками. Во-первых, такие книжечки непросто распределять по участникам с сохранением нужной секретности, пусть металлический контейнер тут и получше новомодной квантовой криптографии; во-вторых, использование подобной ручной схемы всегда сопряжено с ошибками, которые легко перечёркивают слово “абсолютная” в характеристике стойкости; в-третьих – тут оказывается немало метаинформации, начиная с самой книжечки, как объекта. В общем – фантастика какая-то. Поэтому возвращаемся к приложениям.

Приложение может вообще не удалять локальные копии сообщений, даже если пользователь их, как бы, удалил. Приложение может вместе с зашифрованным сообщением отправлять копию в открытом виде, но через защищённый канал “клиент-сервер” в центральном мессенджере, так что обычный анализ трафика, проводимый интересующимся исследователем, ничего подозрительного не покажет. Приложение может генерировать одни ключи, а использовать – другие. А может и – просто генерировать нестойкие ключи, которые будут выглядеть как стойкие. Кстати, что касается симметричных криптографических ключей в мессенджерах, тот тут, почему-то, продолжают говорить, что “они есть только на клиентах”, при этом подразумевая согласование по открытому каналу. Так сейчас не бывает. Согласование секретных симметричных ключей через открытый канал, при помощи, например, алгоритма Диффи-Хеллмана, вовсе и не означает, что “ключи есть только на клиенте” – это “маркетинговый трюк”, я как-то писал об этом подробно. А вариант, в котором симметричные ключи действительно есть “только на клиентах”, это когда сами клиенты эти ключи не только генерируют, но и обмениваются ими по отдельному защищённому каналу: для оценки практической пригодности – см., опять же, первый абзац про книжечку-блокнот.

Проблема тут ещё и в том, что даже проверка совпадения результатов обмена ключами тоже проводится приложением, так что пользователь вынужден ему опять доверять. Заметьте, что ключи, даже если они были согласованы и проверены в результате корректной сессии обмена, могут быть прозрачно заменены уже на следующем шаге, в ходе обмена сообщениями, и речь тут вовсе не про необходимую ротацию ключей в современных сложных протоколах, предназначенных для защиты в режиме “точка-точка” (E2E), – ключи могут быть заменены на известные третьей стороне, а приложение забудет об этом сообщить. Впрочем, понятно, что всё это вообще не применимо, если на сервере сообщения передаются в открытом виде.