dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Добавил arm64 в свою реализацию шифра “Кузнечик” (ГОСТ Р 34.12-2015) на ассемблере для Go. Новые функции – для платформы arm64 со 128-битной арифметикой. Попутно немного изменил состав библиотеки, так что название теперь новое (см. исходники ниже). Раньше ассемблер был только для amd64 с AVX, на остальных платформах – компилировалось с “заглушкой”, в которой операции шифра реализованы просто на конструкциях Go – ассемблер, понятно, быстрее.

ARM – весьма и весьма распространённая архитектура, а использование ассемблера, как обычно, даёт прирост производительности во много раз, если сравнивать с “обычным” Go-шным вариантом (тоже оптимизированным, конечно). Однако я всё проверял на Raspberry Pi4 (RPi4), потому что другого варианта ARM-аппаратуры под рукой сейчас не оказалось (а техники Apple у меня вообще нет). Зато на Linux/arm64 в RPi4 – прирост более чем в двадцать раз. Было: примерно мегабайт в секунду для “обычной” реализации. Стало: около 23 мегабайтов в секунду для ассемблерной. Думаю, что должно работать и на других ARM-платформах, и гораздо быстрее, чем на RPi4, но пока не проверял: если кто-то использует, и обнаружит существенные несовместимости (см. ниже) – пишите, пожалуйста, в комментарии здесь или пишите почтой. Вообще, написанный ARM-код ещё есть куда оптимизировать: например, в arm64 имеется “векторная” инструкция, реализующая XOR сразу для трёх входных регистров, что тут очень полезно, но эта инструкция недоступна в процессоре RPi4 (Cortex-A72/BCM2711).

Новая версия кода “Кузнечика”, так как отличается от предыдущей, называется GOSThp. Исходный код публикую ниже. Возможно, потом оформлю в виде полноценного модуля для Golang и выложу копию на Github, а возможно – не оформлю и не выложу. Но использовать в составе проекта на Go этот пакет нетрудно: достаточно скопировать директорию gosthp (см. ещё детали ниже). Работает со старыми версиями Go (проверено для 1.7).

Файлы:

gosthp.tar.gz – всё вместе в одном архиве.
SHA-256: b3f860f15d43814db2f2becfb4c72272de6d3b49f9b0dec70712438af0a6e085
(Update, 20/01/2024: архив перезагружен – изменено описание платформ в +build, даты в комментариях, и даты создания файлов; код – без изменений.)

Внутри архива:

cmd/
	| gostrun.go		- файл с примерами и тестами.
gosthp/	- это сама библиотека.
	| docipher_amd64.go	- объявления функций для amd64.
	| docipher_amd64.s	- код на ассемблере для amd64.
	| docipher_arm64.go	- объявления функций для arm64.
	| docipher_arm64.s	- код на ассемблере для arm64.
	| docipher.go		- универсальная реализация для прочих платформ (см. +build внутри: могут быть расхождения).
	| gosthp.go		- основной модуль.
go.mod
README

Основное дополнение – docipher_arm64.s, собственно, реализация шифра для архитектуры arm64/AArch64.

Как обычно, прилагается демонстрационный код – gostrun.go. Если развернуть упомянутый выше архив в директорию, то собрать gostrun можно так:

$ cd cmd
$ go build -o ~/my-builds/gostrun gostrun.go

Go самостоятельно выберет нужные файлы в соответствии с целевой платформой. Внутри исходников – много комментариев (англ.).
Саму библиотеку можно использовать в среде Go в составе других проектов простым копированием gosthp/, разместив её либо в директорию сборки, либо в общую директорию для пакетов.

Ассемблерная реализация для ARM от x86 отличается в некоторых деталях, не алгоритмических: во-первых, очевидно, другие инструкции; во-вторых, используется больше регистров и основные операции XOR собраны в общий блок; в-третьих, изменён способ вычисления смещений для обращения к таблице значений.

Как обычно, основная оптимизация – использование предвычисленной таблицы. На ассемблере написаны только низкоуровневые операции шифра, то есть, преобразование блока с таблицей и раундовыми ключами. Библиотека позволяет создать экземпляр объекта, который реализует интерфейсы для доступа к шифру. Таблица, ускоряющая операции, общая для всех экземпляров, эта таблица создаётся при инициализации модуля, а потом используется процедурами, реализующими шифр, только для чтения. Строго говоря, таблиц там несколько: есть “обратная” таблица для расшифрования и несколько вспомогательных (см. исходный код). Так как значения в таблицах не зависят от конкретного ключа, то их использование не требует повторного вычисления значений. В принципе, можно было бы просто записать эти таблицы в код в виде статического массива, так часто делают, но можно и генерировать программно, что делает код менее громоздким, а на производительность никак не влияет.

Базовые процедуры шифра (зашифрование/расшифрование) используют набор ключей раундов, которые создаются при инициализации конкретного экземпляра cipher – раундовые ключи как раз зависят от ключа шифрования, поэтому записываются в конкретный экземпляр структуры, в которой используются при повторных вызовах. То есть, разворачивание ключа тут тоже производится только один раз, при создании экземпляра cipher.

Что касается совместимости. И amd64, и arm64 – достаточно широкие понятия. В этой реализации шифра “Кузнечик” используются регистры и команды для разрядности 128-бит, которая соответствует разрядности шифра – в этом, собственно, смысл. Уже использование команд “длинной” арифметики из SSE4.1 для amd64 означает, что некоторые старые процессоры, полностью попадающие в amd64, не смогут, тем не менее, исполнять скомпилированный код, поскольку не поддерживают нужных команд. То же самое относится и к arm64 (например, выше я уже упомянул, что не использую “трёхрегистровую” команду XOR по этой же причине). Данная библиотека поддержку команд не проверяет, так что, вообще говоря, это нужно отслеживать отдельно, используя механизмы детектирования свойств аппаратуры, и, соответственно, либо заменять вызываемые функции, либо выводить предупреждение пользователю.

Представьте, что исследование карамельки выявило наличие внутри начинки. Для решения задачи размещения начинки внутри карамелек требуются некоторые особенные машины, которые нужны для формирования и обработки трубочек из карамельного состава. Опрошенные кулинары не знают, как такие машины изготавливают. Приготовить исходный раствор для корпусов карамелек, равно как и начинку из повидла, можно в кастрюле, это просто – типичная кухонная задача. Но вот создание машины, вкладывающей одно в другое, внезапно, требует станков для изготовления необычных металлических деталек, а это совсем другая история.

“Обратная разработка” (ревёрс-инжиниринг) нередко оказывается гораздо сложнее “прямой”. В частности, потому, что, при обратном движении, мыслимый процесс, приводящий к созданию целевого объекта, легко расщепляется, да ещё и в нескольких неожиданных плоскостях: мало того, что машина для помещения начинки в карамельки оказывается более замысловатой, чем кастрюля и сама карамелька с начинкой, так ещё и устроить эту машину можно многими способами, а измеримые свойства исходных карамелек вовсе не позволяют найти среди этих способов оптимальный, так как в карамельке сложность машины необратимым образом сворачивается в элементарный факт обнаружения начинки внутри корпуса.

(Кстати, близкий пример из области полупроводниковых схем – изменение проводимости, невидимое при “исследовании топологии”. Но, конечно, относится не только к микроэлектронике.)

Занимательное программирование. Почему вместо первого фрагмента кода (см. ниже) предлагается писать второй фрагмент (см. ещё ниже)?

Первый фрагмент:

if(matched != 0)
	// passwords match
else
	//passwords don't match

Второй фрагмент:

if(matched == 0x69d61fc8)
	// passwords match
else
	//passwords don't match

Потому что так предлагается защищаться от дефектов аппаратуры, приводящих к переключению битов в результате rowhammer-атак. Примеры взяты из исходной работы, где соответствующие “гаджеты” (то есть, способы сравнения в if) для проверки реквизитов доступа обнаруживаются в OpenSSH, sudo и др. Логика, стоящая за словом 0x69d61fc8, такая: rowhammer позволяет при помощи интенсивных операций с ячейками памяти переключать биты в соседних (физически) ячейках; поэтому, если используется условие “не равно нулю”, то достаточно перещёлкнуть один произвольный бит в нулевом значении переменной, чтобы равенство нарушилось и “пароли совпали” (passwords match); условие же “равно 0x69d61fc8” (или ещё какому-нибудь “перемешанному” значению) перещёлкиванием битов подогнать “несколько сложнее”.

Вообще, с точки зрения “просто программирования”, вариант matched != 0 – верный, работает, его можно использовать, никакой проблемы тут нет. А вот если подойти с точки зрения информатики и потребовать учитывать дефекты аппаратуры, то != 0 вдруг оказывается подвержено проблемам “аппаратурной” оптимизации ничуть не меньше, чем реализации алгоритмов, использующие строго фиксированное количество операций (вне зависимости от значений битов входных данных – constant-time, но не перепутайте с соответствующим классом сложности). Впрочем, в отличие от атак, измеряющих сдвиги времени исполнения, управляемое перещёлкивание произвольных битов – это, конечно, никакая не физическая особенность, а именно аппаратный дефект. Исправлять его, как и многие похожие, предлагается программно, а исправление приводит к не самым очевидным эффектам в коде на языке высокого уровня (ЯВУ) – потому что выбор значений констант для флагов таким образом, чтобы они оказывались далеко друг от друга в смысле rowhammer-метрики, это не очень близко к логике ЯВУ, да и нужно учитывать, что оптимизирующий компилятор может всё переписать на те же нули, но уже в машинном коде.

(Описание на OpenNET.)

На сервисе audit.statdom.ru, в части тестирования настроек MX, добавился вывод сведений о совпадающих IP-адресах для разных имён MX-ов и чуть более развёрнутые сведения о TLS-сертификате почтового сервера (имя CN удостоверяющего центра).

Что касается разных имён для одинаковых IP-адресов, то тут речь вот о чём: предположим, что в зоне указано три имени MX – mx1.test.ru, mx2.test.ru, mx3.test.ru, но двум из этих имён соответствует общий адрес, например, mx1.test.ru имеет адреса 10.11.22.33, 10.22.33.44, а mx2.test.ru – 10.11.22.33, 10.55.55.55 (совпали 10.11.22.33). Это не то чтобы типовой случай, но регулярно встречается. Например, такое есть у Gmail. Причины тут могут быть разные, редко – это просто ошибка, а чаще – проекция представления администраторов и DevOps о методах балансировки (случай крупных сервисов) и защиты от нежелательных сообщений.

Кстати, с точки зрения сканера, конфигурация с повторяющимися IP создаёт некоторые занимательные затруднения для анализа TLS в случае STARTTLS. Дело в том, что ответы почтовых серверов кешируются, чтобы не надоедать “почтовикам” повторными запросами. Повторные запросы без попыток доставки сообщений – это, в мире администрирования почтовых серверов, самое страшное, что только может быть, так что робот к роботу тут должен подходить только с должным пиететом, расшаркиваясь и выжидая положенное время (посмотрите, кстати, на один из самых занимательных статистических отчётов по почтовым серверам Рунета – время ожидания ответа). Кешировать имеет смысл только по IP-адресу, потому что именно по IP-адресу устанавливается соединение. Так что, когда одинаковый адрес используется с разными именами, приходить повторно сканер не будет, но, вообще говоря, это означает, что сканер не сможет и получить сертификаты для разных имён, которые сервер, – гипотетически, – мог бы передать в ответ на не менее разные значения SNI (имя хоста в TLS).

“Интернет через спутник” в обычном смартфоне – тема популярная. Сама возможность реализации широких каналов (до спутника) с типовым радиомодулем смартфона выглядит сомнительно: неустранимая задержка сигнала, проблемы синхронизации, “уползание” частот, новые виды помех – всё это добавляет трудностей. Понятно, впрочем, что если доработать наземные аппараты, то схема становится вполне реализуемой, как только на стороне провайдера имеются сотни низкоорбитальных спутников связи, объединённых в систему с единым управлением. Например, как в Starlink. Однако у подобной системы есть ряд занимательных возможностей, которые работают и без обеспечения широкополосного канала связи неким “абонентам со смартфонами”.

Понятно, что гипотетическая система “спутник и обычный смартфон”, уже по своему определению, должна достаточно точно знать местоположение абонентов, различая их по передатчикам аппаратов-смартфонов. Но, предположим, наземный аппарат всё же не смог успешно присоединиться к “космической сети” штатным способом и широкополосный канал установить не удалось. Однако это совсем не отменяет возможности для спутников принимать сигнал аппарата и классифицировать его. Пусть даже этот аппарат работает в настоящий момент с привычной наземной станцией: сигналы смартфонов содержат уникальные метки, которые ещё и установлены на разных логических уровнях, это позволяет их различать в пассивном режиме. Особенно хорошо получится различать отдельные аппараты по сигналам, если спутников много, они на низкой орбите, а также имеют общее синхронное время. Да, Starlink подходит. Понятно, что отсутствие заявленной возможности связи “смартфон-спутники” не означает, что сами приёмники на спутниках уже не используются для геолокации конкретных работающих смартфонов. Не обязательно вводить услугу связи “для смартфонов” – следить за смартфонами можно и так.

Возможности пассивного анализа сигналов мобильных сетей резко увеличиваются, если к спутниковой сети приёмников добавить доступ к внутренним сигналам и оборудованию сетей связи. Можно предположить, что даже и обычный операторский доступ к мобильным сетям (GSM/SS7 и пр.), если его наложить на специализированное спутниковое прослушивание эфира, позволит, что называется, развернуться. Что уж говорить про доступ к контроллерам и коммутаторам (в том числе, недокументированные возможности). Тут не нужно забывать, что базовые станции тоже излучают сигналы, которые могут принимать специализированные спутники (за вычетом “атмосферных эффектов”, да).

Спутниковая сеть имеет возможности и по передаче специально сконструированных сигналов. Так что можно произвольный смартфон и “подёргать”, и, теоретически, передать обновление прошивки для радиомодуля. То же самое возможно в отношении базовых станций. Поэтому такая спутниковая группировка, при желании, может ставить сложные активные помехи, мешающие работе наземной сети.

В общем, синхронная, динамическая, гибкая и перенастраиваемая радиосистема, распределённая по сотням низкоорбитальных спутников, это очень мощная платформа, позволяющая решать задачи, ранее принципиально недоступные. Но, конечно, всё это работает лишь для тех, у кого есть доступ к управлению такой системой.

DNSSEC предоставляет механизм удостоверения адресной информации в DNS, что требует подтверждения факта отсутствия ответа на запрос. Собственно, это особенность не столько DNSSEC, сколько любой подобной криптографической системы: необходима возможность криптографического подтверждения, что какие-то записи действительно отсутствуют, потому что иначе активный аткующий может просто удалить из DNS-ответов записи, обеспечивающие безопасное делегирование (DS-записи), тем самым сымитировав отсутствие DNSSEC в атакуемой зоне. Отсутствию записей и имён в терминах DNS соответствует NXDOMAIN (нет имени) и NODATA (нет данных записи запрошенного типа). NXDOMAIN – это когда спросили имя test.example.com, а его в зоне example.com нет. NODATA – спросили TXT-запись для test.ru, имя test.ru есть, но ему не соответствует TXT-записи (NODATA это ANSWER:0 со статусом NOERROR, если в терминах BIND).

Так вот, DNSSEC работает с электронными подписями, однако подписать пустое множество здесь нельзя (хотя бы потому, что все пустые множества одинаковые, а это означает, что подобную подпись можно будет скопировать и применять в контексте отсутствия любой записи). Так что типовая реализация DNSSEC как бы подписывает конкретные “дыры”, но для этого заключает их в некоторую внешнюю конструкцию.

Например, для NXDOMAIN “подписываются” два ближайших имени, между которыми оказалось бы запрашиваемое, если все имена в зоне упорядочить. Известно, что эта реализация позволяет третьей стороне проиндексировать имена, существующие в зоне, поскольку ответ на запрос со специально составленным несуществующим именем позволяет видеть соседние существующие имена – это называется DNSSEC zone walking (индексация зоны), и предоставляет хрестоматийный материал для обучения студентов направления “Информационная безопасность”, но не более. Строго говоря, есть два основных варианта решения проблемы “подписывания дыр”: они называются NSEC и NSEC3, а последний предоставляет больше защиты от индексации зоны, однако сейчас это всё лишь иллюстративные детали, поскольку вообще странно считать, будто заведомо публичные записи в зоне должны быть защищены таким странным способом от “обнаружения” – см., впрочем, про “принцип Керкгоффса“. Предложены способы, предотвращающие индексацию зоны путём “подставных” ответов, содержащих специально сгенерированные имена.

Для NODATA подписывается перечень существующих записей для запрошенного имени, а логика близка к NXDOMAIN, но на практике реализовать можно более удобным способом (см. ниже). Сопроводительная информация о границах “дыр” передаётся в записях NSEC (или NSEC3, но в этой заметке рассматривается только NSEC – дальше будет понятно, почему).

При полностью динамической работе DNS на стороне авторитативного сервера всякое противодействие индексации зоны требует динамических подписей. Однако в таком случае обработка NXDOMAIN быстро превращается в проблему, поскольку требуются дополнительные вычисления. Особенно, если в зоне много имён. Грубо говоря, если у вас есть миллион записей с именами хостов в некоторой базе данных, то уже для обнаружения соседних имён придётся строить какой-то индекс и так далее. Если же состав записей постоянно изменяется, а ответ зависит и от видимых характеристик клиента, и от текущего состояния большей системы на стороне сервера, то вычисление NXDOMAIN может вылететь в копеечку (в том числе, из-за большого размера ответа с подписями). Оригинальное решение тут первыми применили в Cloudflare, ещё в 2016 году. Решение основано на модификации логики обслуживания DNSSEC – предлагается, фактически, исключить понятие отсутствующего имени или отсутствующей записи, что позволит генерировать виртуальные подписи на лету (но, обратите внимание, это не отменяет кэширования сгенерированных ответов).

Иными словами – сервер выдаёт “нечестные” ответы. Например, сервер не отвечает резолверу со статусом NXDOMAIN вообще, а вместо этого использует вариант NODATA: на запрос о реально не существующем в зоне имени сервер отвечает, что есть имя, состоящее из префикса \000., приписываемого к запрошенному имени, то есть, это как бы граница (которой в реальной зоне нет), а ответ поэтому содержит одну NSEC-запись; подпись же вычисляется на лету. Для случая “настоящего” NODATA – всё работает аналогично: сервер отвечает, что есть все мыслимые ресурсные записи, кроме той, которую запросил резолвер. Например, если резолвер спрашивает A-запись, то авторитативный ответ будет содержать указание в NSEC на существование NS, SOA, TXT, LOC, SRV и прочих DNS-записей, но не A-записи. Это тоже позволяет генерировать ответы динамически. То есть, авторитативный сервер “обманывает” резолвер, но делает это для того, чтобы экономить вычислительные ресурсы (поэтому механизм называется black lie – вместо white lie, однако это детали литературной терминологии).

Всё это несложно сейчас увидеть снаружи на примере Cloudflare: попробуйте взять dig и проверить самостоятельно на той или иной зоне, поддерживающей DNSSEC на авторитативных серверах Cloudflare. Такая реализация не только позволяет работать с динамической DNS, но и экономит место в ответах (другой существенный способ экономии – ECDSA, которую только и использует Cloudflare, так как ECDSA-подписи короче RSA).

Насколько такой метод универсален и эффективен? Для больших, постоянно изменяющихся наборов DNS-данных, эффективен, однако требует программного решения собственной разработки. При этом, если DNS-зона не особенно часто изменяется, то смысла в динамическом вычислении подписей меньше. Для многих зон обычным является изменение содержания DNS-записей, скажем, раз в месяц (или даже раз в год). С другой стороны, динамическая “подмена” NXDOMAIN может защитить от индексации зоны.

Вычисление подписи на лету означает, что секретный ключ и реализация алгоритма подписи применяются гораздо чаще, чем при “статическом” варианте. Однако это вопрос модели угроз. Так, для атак, использующих побочные каналы утечки, требуется, чтобы можно было вызывать реализацию криптосистемы много раз (естественно, за разумный промежуток времени). Существенным подспорьем тут будет возможность получать подписи на данных известного атакующему состава и в выбранном формате – это, отчасти, как раз и позволяет реализация подмены NXDOMAIN на NODATA. Впрочем, каких-то огромных практических рисков на этом направлении не просматривается.

Кстати, если посмотреть в DNS-зону cloudflare.com (это, понятно, Cloudflare) на предмет политики DMARC, то там в поле rua указан почтовый адрес в cyber.dhs.gov:

$ dig -t TXT _dmarc.cloudflare.com +short
"v=DMARC1; p=reject; pct=100; rua=[...]mailto:reports@dmarc.cyber.dhs.gov"

Что это означает? Имя cyber.dhs.gov – это в Штатах агентство CISA (Cybersecurity and Infrastructure Security Agency), относящееся к DHS, то есть, к министерству внутренней безопасности (Department of Homeland Security). Опция rua в строке DMARC обозначает адрес (адреса), по которому принимающие почтовые серверы могут отправлять отчёты об обработке почтовых сообщений (допускаются разные протоколы для доставки, но обязательный – mailto, электронная почта). Так что, запись означает, что сборщик отчётов DMARC CISA может сразу принимать сведения о получении почты с адресами в домене cloudflare.com. Это не обязательно сообщения, действительно отправленные почтовой системой Cloudflare – может быть и нежелательная рассылка с “подспуфленным” адресом: для обнаружения таких писем как раз нужны DMARC и DKIM.

Немного про административную структуру, связанную с доменами верхнего уровня. Про эту структуру сейчас почему-то забывают, сосредотачиваясь на регистраторах, с которыми взаимодействует обычный пользователь. Однако, в современных интернет-реалиях, эта административная стурктура довольно важна. Домены верхнего уровня здесь – это имена зон, указанные в корневой зоне общепринятой (пока что) системы доменных имён (DNS): .COM, .NET, .RU, .PW, .BAR и др., их сейчас очень много, заметно больше 1500. Корневой зоной всё ещё управляет IANA под эгидой ICANN, но сейчас речь о другом. А именно: практически у всякого домена верхнего уровня есть обособленный администратор, технический контакт и оператор реестра. И это всё могут быть совсем разные организации. (Тут встречаются исключения, конечно, но весьма редкие: “потерявшиеся” зоны, “спорные” зоны, тестовые домены и так далее – эти случаи не рассматриваем.)

Администратор – определяет, как именно управляется домен верхнего уровня: устанавливает правила и т.д. Администратор же выбирает оператора реестра. А вот реестр – это такая специальная база данных, связанная с технической частью DNS, которая содержит сведения о регистрациях имён (в том числе, сведения о регистрантах/администраторах) и, поэтому, служит источником сведений для настроек доменов в качестве пространства сетевых имён внутри доменной зоны.

Административные и технические роли в доменах верхнего уровня могут пересекаться неожиданным образом. Например, что общего у доменов .PW и .BAR? Администраторы – разные. Технические контакты – разные. Даже класс домена отличается: .PW – это домен ccTLD (национальный), а .BAR – это New gTLD (домены, добавленные в DNS силами ICANN в рамках процесса “массового расширения”). Поэтому далеко не всякий продвинутый интернет-пользователь знает, что за этими разными доменами стоит один и тот же провайдер сервисов реестра: компания CentralNic (это, впрочем, и не скрывается).

Так вот, техническая процедура регистрации имени в том или ином домене верхнего уровня всегда требует участия оператора реестра. С реестром, в большинстве случаев, взаимодействуют компании-регистраторы, которые прошли процедуру получения доступа: их к реестру, что назывется, “подключили”. Регистраторы, в свою очередь, предоставляют услуги конечным пользователям (физическим и юридическим лицам). Правила взаимодействия регистратора с реестром должен определять администратор домена верхнего уровня, исходя из свойств домена, но администратор вполне может поручить подготовку и реализацию всех технических деталей оператору реестра. Реестр, в принципе, знает и все детали регистраций имён, ну, с точностью до того, как их передаёт регистратор.

Что это всё означает? Это означает, что если оператор реестра того или иного домена верхнего уровня станет что-то блокировать (по указанию администратора домена или без такого указания), то он может заблокировать передачу регистраций с конкретными данными регистрантов (администраторов доменов уровнем ниже). И регистратор с этим не может ничего сделать. Собственно, регистратора могут просто отключить от реестра, а доменные имена, которые через него зарегистрированы, передать другому регистратору, снять с делегирования (то есть, они не будут доступны в DNS) и перевести в статус “заблокированных”, переделегировать произвольным образом, или просто удалить – вариантов тут масса.

Пояснение: главное тут даже не отключение регистратора, а то, что реестр может блокировать доменные имена на основании их свойств – например, по геопривязке данных администратора, – вне зависимости от регистратора-источника.

Кстати, что ещё касается регистраторов и, в частности, GoDaddy. Доменные зоны, а точнее – имена хостов в этих зонах, – часто используются косвенно, в составе тех или иных технических систем. Про это могут забыть даже администраторы и DevOps. Тут могут быть имена авторитативных серверов DNS (NS), имена для почтовых серверов, технические зоны для CDN и прочих систем распределения нагрузки. Потеря подобного имени может привести не только к недоступности ресурсов, но и к той или иной подмене адресации (потому что имя могут перехватить). При этом, GoDaddy мог выступать провайдером DNS-хостинга, что означает появление задач по корректному переносу самой доменной зоны. Так что проблемы у администраторов и DevOps, конечно, могут быть. Особенно, если учитывать, что изменение регистратора доменного имени, даже при содействии отдающей стороны, может занять время: нужно получать коды подтверждения, снимать/устанавливать разные флаги, вести дополнительную переписку. У GoDaddy, например, не самая надёжная и понятная панель управления – часто при переносе имён происходят какие-то загадочные сбои, не отправляются письма.

(И, опять же, не стоит забывать про реестры.)

Про использование QR-кодов в качестве транспорта для различных атак я писал и десять лет назад, и ранее, а сейчас вот тема вдруг обрела дополнительную популярность: СМИ распространяют предупреждения FTC. Процитирую свою записку, вышедшую в 2012 году:

Получается, потребитель QR-кода ничего не знает о том, что стоит за кодом. Человек даже не в состоянии прочесть этот код самостоятельно, без использования электронного устройства (сравните с “текстовым” URL). А вот владелец сервера, на который приходит браузер смартфона (мобильного устройства), напротив, обладает как минимум следующей информацией: некий IP-адрес, связанный с устройством (определяет оператора, провайдера, дополнительный источник данных о местоположении); тип устройства; тип ПО на этом устройстве, сведения о браузере; ну и весьма точные данные о местоположении пользователя в данный момент.

Всякая беспроводная технология предоставляет множество дополнительных направлений для скрытых дистанционных атак. В этот раз продолжают эксплуатировать вектор Bluetooth для беспроводных клавиатур и прочих HUD: возможность обойти авторизацию/аутентификацию позволяет подключиться к устройству с правами локальной клавиатуры, дальше – и так понятно. В большинстве случаев – проблема кардинально и без существенных дополнительных трудностей решается проводами, но это мало кому интересно. Кстати, даже древний ИК-порт тут сильно лучше защищён, потому что требует прямой видимости, но ИК-порты давно вышли из моды.