dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Всё это блокирование выдачи сертификатов TLS и, особенно, отзыв уже выданных, имеет забавный аспект, показывающий, как различные околотехнические рассуждения, – обычно, наивные, – оказываются далеки от технологической реальности и коммерческих интерпретаций “этих интернетов”.

Вообще-то, изначально, в наивной интерпретации, применительно к TLS для веба, единственная фундаментальная роль Удостоверяющего Центра (УЦ) – это подтверждение соответствия открытого ключа сетевому имени (ну или IP-адресу). То есть, УЦ должен убедиться, что заявитель, который запрашивает выпуск сертификата для данного открытого ключа, не только владеет секретным ключом, но и управляет именем, которое просит вписать в сертификат.

Цифровая подпись, которую ставит УЦ на сертификате для типичного веб-сайта, раньше означала, что УЦ удостоверяет соответствие: ключа в сертификате – имени в сертификате. Из этого, технически, да применительно к DNS, выводились и все прочие требования: размещение кода подтверждения, связанного с ключом, предоставление подписи, и так далее.

Только что описанная схема касается DV-сертификатов – сертификатов с проверкой права управления доменным именем (Domain Validation). Заметьте, тут даже не было важно, что заявитель является администратором доменной зоны с точки зрения соответствующего реестра: если проверка происходит при помощи размещения подтверждающего кода, то достаточно иметь возможность размещения кода, чтобы получить сертификат. То есть, для DNS-проверки, DV-сертификаты может выпускать оператор авторитативных серверов имён. Этот момент, исторически, практически никого не смущает: например, крупные провайдеры CDN спокойно себе выпускают TLS-сертификаты для доменов своих клиентов, а клиенты, являющиеся администраторами доменного имени, даже и знать-то об этом не хотят.

И как этот момент технически может быть связан с “санкционным отзывом” сертификата? Да никак – имя из DNS никуда не девается, а подтверждение для имени – точно так же можно получить от заявителя, который запрашивает сертификат, потому что имя в глобальной (пока что) DNS у заявителя никто не отбирает (тоже – пока что).

Формально, DV-сертификаты могли бы сохраняться. Однако вот уже и Let’s Encrypt, – который УЦ для DV-сертификатов, прежде всего, – вносит в правила пользования очень широкие запреты для подсанкционных территорий и организаций: там, как бы, нет запрета на прохождение валидации имени или адреса, но запрещено вообще пользоваться ACME-сервисами для заказа сертификатов, что, понятно, отменяет и валидацию – если она и прошла, то всё равно были нарушены правила предоставления сервиса.

Так что, похоже, имя – ещё не отбирают, а сертификат для имени – уже отбирают. Хотя, технически, DV-валидация – вообще никак не касается административной части. И УЦ, по старой наивной логике, должен бы проверять, что заявитель управляет DNS-зоной, но не более того.

Естественно, на практике – всё давно не так, наивный технический подход не работает. Потому что сертификаты нынче – это не для подтверждения соответствия ключей именам, не для “Зашифрования для всех” (Encryption for Everybody), а для подтверждения возможности доступа – токен для браузеров и других приложений.

Буквально. Насаждаемая наивная трактовка сильно замылила современную роль сертификата; в реальности, браузер спрашивает: “Можно ли подключиться к сайту под данным именем?”, а УЦ, при помощи подписи на сертификате, отвечает: “Да, пока что можно, но уточни ещё статус разрешения позже”. Или, если действующего сертификата с валидной подписью нет, то это означает, что УЦ ответил: “Нет, подключаться не следует”.

Да, использование криптографических механизмов позволяет тут передать ответ УЦ через сам веб-узел, к которому подключается браузер. Но это как раз технические детали. И если рассматривать процесс с точки зрения разрешений, то уже и “санкционная схема” начинает работать так, как планировалось.

Это – что касается DV. Но совсем иначе выглядит ситуация с сертификатами, подтверждающими название организации-администратора имени. Это OV-, EV-сертификаты, что называется – “с расширенной проверкой”. Здесь, действительно, в дополнение к технической проверке DNS, должна выполняться административная проверка существования организации, которая запрашивает сертификат. То есть, проверка связи этой организации с парой ключей, подтверждение владения секретным ключом, проверка административного управления доменным именем и, кроме прочего, подлинности желания и возможности для организации выпускать сертификат для данного имени и ключа. Процесс, если его проводить по всем правилам, сильно сложнее, чем DV. Но зато прямо подтверждает существование организации, как административной структуры, и её намерений по выпуску сертификатов.

Понятно, что если выдача TLS-сертификатов веб-узлам – это не про подтверждение соответствия ключей именам в вебе, а про разрешение доступа пользователей, то и нахождение организации в санкционных списках не только подтверждает её существование (сюрприз: таков забавный побочный эффект), но и уверенно блокирует доступ для широкой публики интернет-пользователей, уже без разбора. Такой вот стоп-лист, принятый УЦ, как инструментом выдачи доступов.

Ну а уж стоп-листы есть сейчас самые разные: расставленные по ту и другую сторону, заметные и не очень, применяемые для IP-адресов и для сетевых имён, для протоколов, в разных сетях, на разных уровнях – это, думаю, уже все в интернетах замечают, особенно, когда почти ничего не работает. Что уж тут удивляться про “проверку организации” УЦ. Другое дело, что данный аспект, даже если его трактовать максимально строго, не относится к DV-сертификатам, в которых организаций, – кроме УЦ, – просто нет. Впрочем, эти наивные технические детали сейчас мало кого беспокоят.

Что касается отзыва сертификатов ведущими Удостоверяющими Центрами (УЦ), в рамках санкций, и прочего подобного блокирования. Вообще, заблокировать сами TLS-сертификаты невозможно: такой сертификат – это технический контейнер, носитель имён и открытого ключа, специального формата. Так что речь идёт совсем о другом: блокированию тут подвергается возможность получения подписей от определённых ключей – от ключей УЦ. Особенность этих ключей в том, что с их помощью сейчас подтверждается разрешение на доступ к определённым ресурсам для определённых приложений. То есть, это блокирование прикладного уровня. Обычно, ресурсом тут выступает веб-сайт, а приложением для доступа – веб-браузер.

Удостоверяющий центр разрешает пользователям подключаться к “доверенным веб-сайтам” при помощи выдачи этим сайтам токенов доступа. И вот в качестве носителя этих токенов – служат TLS-сертификаты. Так исторически сложилось. Эти сертификаты, строго говоря, надо называть X.509-сертификатами, которые разработали для телеграфа, но тут и дальше – пусть уж будут TLS-сертификаты. Так что запрет доступа здесь – это не запрет доступа к сертификатам, как к артефакту, а запрет доступа к механизмам получения подписи. Это важный момент, понимание которого может позволить уловить и линию приложения блокировок.

TLS-сертификаты, сами по себе, не имеют никакого отношения к базовым механизмам работы Интернета. Да, TLS-сертификаты сейчас используются повсеместно, в том числе, в процессах обеспечения работы Интернета, как межсетевой структуры. Но не в самих базовых протоколах. Например, TLS-сертификаты служат для авторизации в системах VPN, для авторизации в различных панелях управления (не обязательно, что и через веб) и т.д. TLS-сертификат можно выпустить самостоятельно, для произвольного имени. Можно даже устроить аутентификацию по отпечаткам ключей из сертификатов, минуя вообще всякие УЦ. Другое дело, что это не будет работать в “коробочной” среде, для веб-браузера и веб-сайта.

Поскольку Интернет сейчас массово воспринимается как носитель веба, то исключение из упомянутой общей, “коробочной” системы создаёт большие трудности. Но сама технология блокирования, которая здесь проявляется в сертификатах, эффективна именно потому, что не связана с Интернетом, как с сетью. Представьте, что отзыв TLS-сертификата требовал бы удаления из DNS доменного имени и снятия анонсов IP-префиксов, которые к этому имени были привязаны через адресные записи. Это была бы совсем другая история. Естественно, можно ожидать, что и к такому придёт. Но только, что называется, с другой стороны: не от IP через DNS к сертификатам, а из процесса подписывания токенов – к сетевой доступности.

Я очень давно говорю и пишу, что развитием всего этого направления под условным названием “как нам нарезать интернетов” является пропуск только подписанного трафика промежуточными узлами. Причём, подписывание – происходит на стороне приложений. Да, ещё лет десять назад, услышав такое предположение, люди, мягко говоря, “проявляли скепсис” (что уж там вспоминать период двадцать лет назад). Но посмотрите вокруг – частично это уже реализовано, а возникшая, благодаря вмешательству промежуточных узлов, непрозрачность – уже мешает отладке, перемешивая протоколы разного уровня. Поэтому-то блокирование в приложениях – максимально эффективно: оно не зависит от сетевых протоколов, а пользователи – ну, они же пользуются приложениями, а не пакеты отправляют.

Этот уровень приложений, как ни странно, очень технологичен. Но речь тут вовсе не про “используй фреймворк “Имярек”, чтобы лучше адаптировать агентов типа John Doe”. Нет. “Фреймворк и агенты” – это технологии, но не технологичность. Технологичность скрывается за процессом контроля над способом применения технологий. Если на примере инфраструктуры УЦ: сейчас кругом только и слышно, что про ACME и его использование – это про протокол автоматического заказа и получения TLS-сертификатов. Но реально ли речь всегда идёт о протоколе? Оказывается, нет. ACME – весьма заумный и развесистый протокол. Мало кто читал спецификацию, мало кто его понимает. Оказывается, что в большинстве случаев использовать хотят не протокол, а некий готовый продукт, популярную утилиту или библиотеку на основе ACME. Например, хотят не ACME, а чтобы работали certbot или acme.sh, а также и какой-нибудь ещё фреймворк. Вот эта зависимость – и есть технологичность, а не просто технологии.

Да, отдельные TLS-сертификаты для веб-сервера нетрудно выпускать самостоятельно, используя готовую библиотеку или утилиту. Гораздо сложнее сделать УЦ, который должен проверять, что заявленное имя сооотвествует предоставленному открытому ключу. И ещё сложнее сделать такой УЦ не на базе “готовых скриптов”. И тем более непросто реализовать валидацию сертификатов в веб-браузере, чтобы соблюсти все типовые условия. А ведь именно связка “браузер-УЦ” тут и работает в качестве линии приложения блокировок, вовсе не TLS-сертификат.

Разворачиваются новые УЦ, но на готовой базе. Допустим. При этом, что касается технологичности, то для тех же TLS-сертификатов в вебе планируется резкая смена концепции: буквально через несколько лет будут сертификаты на хеш-деревьях, процесс выпуска и валидации которых принципиально отличается от текущей схемы. Готовые библиотеки и утилиты – отстанут, не смогут технологически работать с новой схемой. Но в распространённых браузерах, в других ведущих приложениях, – и, тем более, на стороне ведущих УЦ, – всё работать будет, потому что они-то и являются источником технологий, то есть, носителем подлинной технологичности, поразумевающей понимание того, как можно строить велосипеды – это остальным предложено “не изобретать велосипед”, а брать готовое.

Использование хеш-деревьев в TLS-инфраструктуре веба, в TLS-сертификатах, обусловлено переходом на постквантовые криптосистемы цифровой подписи. Тоже хороший пример. Возможно, что в некоторый момент ведущие разработчики браузеров скажут, что браузеры больше не считают стойкими и надёжными сертификаты, выпущенные без постквантовой криптосистемы, а соответствующие веб-сайты – будут отображаться “как небезопасные”. Сложно ли такое представить? Конечно нет. Это вполне логично – устаревшие технологии в какой-то момент оказываются слабыми, браузер должен их блокировать тоже – какие могут быть возражения? Такое уже несколько раз происходило, и с DSA, и с SHA-1, и с длительностью действия сертификатов, и так далее, и тому подобное.

Ещё раз подчеркну – хитрость в том, что, действительно, устаревшие криптосистемы теряют стойкость, это без всякого сарказма. А вот уже с длительностью действия сертификатов – есть разные точки зрения, как говорится. Но Google в браузере Chrome даже не собирается поддерживать постквантовые криптосистемы подписи сертификатов, кроме как в варианте с хеш-деревьями (MT-сертификаты). Так что токены доступа – станут токенами доступа, и эта роль не зависит от типа носителя.

Нужен ли практический квантовый компьютер для того, чтобы объявить имеющиеся “не-постквантовые” криптосистемы подписи нестойкими? Нет, не нужен. Достаточно описания алгоритма Шора и непрекращающегося потока публикаций из тех же ведущих технологических корпораций о том, что необходимый прогресс на пути к квантовому компьютеру – велик и неуклонен.

При этом привязка к краковременным токенам доступа самой возможности подключения к веб-узлу – ещё больше повысит эффективность блокирования на уровне приложений. И даже не потребуется снимать зоны верхнего уровня с делегирования.

Сделал специальный сервис для DNS – dns.1d.pw. Не торопитесь кликать – там нет A-записи, это именно что DNS-сервис, но он полезен для отладки и поиска причин возникновения проблем. Смысл вот в чём: если спросить в DNS TXT-запись для dns.1d.pw, то в ответ вернётся информация о том, как виден со стороны авторитативного сервера DNS-резолвер, который выполнил DNS-запрос. Вот простейший пример (здесь и далее используется утилита dig из пакета BIND):

$ dig dns.1d.pw -t TXT +short
"ns: dns-b"
"transport: UDP"
"src: [2a04:e4c0:10::145]:63761"
"target [id]: dns.1d.pw. [34301]"

Спрашивать нужно именно TXT: с A-записью – не получится. Кроме TXT – поддерживается только минимум: SOA и NS.

Ответ состоит из нескольких TXT-записей. Выясним, – пока кратко, – что в них видно (по порядку сверху вниз, как в примере):
внутренне имя авторитативного сервера, который обработал запрос (dns-b);
транспорт (UDP), по которому сервер получил запрос и ответил резолверу (то есть, не вашему клиенту, а именно резолверу);
IP-адрес узла, приславшего запрос, и номер порта ([2a04:e4c0:10::145]:63761); Здесь IPv6-адрес – сервис, естественно, поддерживает IPv6 тоже;
целевое имя, как его было видно в DNS-запросе, и код ID DNS-сообщения (dns.1d.pw. [34301]); дальше я объясню, почему это важно, хотя, казалось бы, имя и так известно.

И это не все параметры, которые присылает данный сервис.

Подобные сервисы существуют, и достаточно давно. Например, есть “очки” от Google: o-o.myaddr.google.com – показывает адрес резолвера и состав ECS, есть “пробник” от Akamai: whoami.ds.akahelp.net, и другие. Понятно, что у этих сервисов – свои ограничения. Например, я разу добавил поддержку DNS over TLS, поскольку данную технологию можно использовать между резолвером и авторитативными серверами (естественно, поддержка авторитативными серверам – редкость, но тем не менее).

Итак, технический смысл затеи: DNS-зона dns.1d.pw делегирована на специально разработанные NS-серверы, которые собирают данные о запросе, упаковывают их в TXT-записи, и отправляют в ответ. Такой способ позволяет информации пройти по цепочке, через резолвер. То есть, при штатной схеме работы, рекурсивный опрос для клиента выполняет рекурсивный резолвер, и именно это резолвер, в конце DNS-поиска, пришлёт запрос на авторитативный сервер. Например, если воспользоваться Google Public DNS, то мы увидим IP-адрес из пула DNS-сервисов Google (пример для 8.8.8.8):

$ dig @8.8.8.8 dns.1d.pw -t TXT +short
"ECS: 185.39.19.0/24/0"
"ns: dns-b"
"src: 74.114.29.150:43267"
"target [id]: dns.1d.Pw. [2909]"
"transport: UDP"

Обратите внимание, здесь добавилась информация о подсети источника запроса – ECS: 185.39.19.0/24/0. Это именно источник того запроса, который поступил в систему Google, а сервис DNS-резолвинга Google пронёс эту адресную информацию до авторитативного сервера. То есть, если вы используете сервис 8.8.8.8, то, – при прочих равных, – авторитативные серверы видят номер вашей подсети (обычно, это подсеть интернет-провайдера). Авторитативные серверы DNS – это не серверы Google, а подсеть видна даже в том случае, если прочий трафик завёрнут в VPN.

Кроме сведений о префиксе ECS, этот второй пример содержит другой адрес источника: 74.114.29.150 – IPv4-адрес резолвера Google. Сервис Google может приходить за DNS-данными и по IPv6, и по IPv4.

Приглядитесь к записи целевого имени – dns.1d.pw: при вызове dig имя записано строчными буквами, но в TXT-записи вернулось dns.1d.Pw (заглавная P). Именно так имя увидел авторитативный сервер. Что это? Это называется “рандомизация регистра символов” – один из дополнительных факторов защиты от спуфинга ответов, который применяет Google. Если воспользоваться аналогичным сервисом Cloudflare (1.1.1.1), то “рандомизации регистра” не случится:

$ dig @1.1.1.1 dns.1d.pw -t TXT +short
"target [id]: dns.1d.pw. [33389]"
"ns: dns-a"
"src: [2400:cb00:78:1024::ac44:b97b]:24308"
"transport: UDP"

Чтобы наблюдать такие эффекты и требуется возврат исходного имени в TXT-ответе. Дело в том, что изменяет имя резолвер, поэтому, без подобных хитростей, на DNS-клиенте резолвера обнаружить изменения нельзя.

Второй фактор защиты от спуфинга тоже можно видеть на распечатке выше: это номер транзакции (id – 33389). Сервер должен ответить с тем же номером, который отправил DNS-клиент в запросе. Третий типовой фактор – номер порта-источника (особенно актуально в UDP). Запросы в DNS отправляются на номер порта 53 (udp, tcp) и 853 (DNS over TLS), а номер порта-источника, соответственно, рандомизируется (должно быть сложно его угадать).

Сервис можно использовать для того, чтобы увидеть собственный внешний IP и параметры собственных DNS-запросов. Для этого нужно выступить в роли резолвера, направив DNS-запрос непосредственно узлу данного сервиса. Имена можно узнать, запросив список NS:

$ dig @8.8.8.8 dns.1d.pw -t NS +short
ns-dns-a.1d.pw.
ns-dns-b.1d.pw.

Спрашиваем напрямую ns-dns-a.1d.pw:

$ dig @ns-dns-a.1d.pw dns.1d.pw -t TXT +short
"target [id]: dns.1d.pw. [31841]"
"ns: dns-a"
"src: 185.39.19.199:26283"
"transport: UDP"

Получили в “src” IP-адрес, с которого отправлен локальный запрос (точнее: тот адрес, который видит внешний сервис – потому что может быть NAT и тому подобные штуки).

Основной транспорт для DNS – это UDP. Однако необходима и поддержка TCP. Сервис dns.1d.pw умеет отвечать по TCP. Да, контролировать протокол, который использует внешний резолвер, так просто не выйдет, но при локальнй подготовке запроса можно выбрать TCP при помощи флага +tcp утилиты dig. Проверяем:

$ dig @ns-dns-a.1d.pw dns.1d.pw -t TXT +short +tcp
"target [id]: dns.1d.pw. [9376]"
"ns: dns-a"
"src: 185.39.19.199:50169"
"transport: TCP"

Теперь указан TCP в качестве транспорта. TLS – не является обязательным. Однако это современная и весьма популярная технология, которая тут тоже поддерживается. Более того, сервис возвращает “расширенную информацию” – данные о версии TLS, о шифронаборах, о выбранном имени узла (SNI). Утилита dig поддерживает TLS (+tls). Проверяем:

$ dig @ns-dns-a.1d.pw dns.1d.pw -t TXT +tls +short
"target [id]: dns.1d.pw. [22366]"
"ns: dns-a"
"src: 185.39.19.199:59527"
"transport: TLS (1.3/X25519MLKEM768/TLS_CHACHA20_POLY1305_SHA256)"
"SNI: ns-dns-a.1d.pw"

Обратите внимание: здесь в записи имени DNS-узла – ns-dns-a.1d.pw – нельзя указывать крайнюю справа точку (которая превратила бы запись в FQDN, и которая для специалистов в DNS является чем-то само собой разумеющимся). Дело в том, что бэкенд сервиса использует реализацию TLS из типовой библиотеки Go. А типовая, “коробочная”, реализация TLS в Go строго не допускает финальные точки в составе хостнейма внутри расширения SNI – TLS-соединение просто не устанавливается. Такое поведение библиотеки, вообще говоря, вопрос весьма дискуссионный, но к теме этой записки он не относится: просто – не указывайте точку в конце, или используйте IP-адрес узла напрямую (возможно, я как-нибудь этот момент переделаю самостоятельно, ну или разработчики Go одумаются).

Вообще, TLS-сертификаты для авторитативных серверов, используемых в данном проекте, я выпустил через Let’s Encrypt, и это сертификаты для IP-адресов (v4/v6), что неплохо подходит для случая TLS на авторитативном DNS-сервере. А раз это сертификаты для IP-адресов, то для хостнеймов они так и так не валидны, но по умолчанию – dig здесь сертификаты и не проверяет на соответствие имён.

В поведение авторитативного сервера заложены и некоторые другие особенности, так что он не полностью соответствует “лучшим практикам” DNS, и это сделано специально. Например, как отмечено выше, в ответ на запрос A-записи – придёт ответ с флагом REFUSED, а это позволяет посмотреть на расширенные статусы DNS-ошибок, если запросить А-запись через сервис Google.

Кстати, в продолжение предыдущей записки про новые санкционные правила Let’s Encrypt. Что и как этот УЦ мог бы сделать для того, чтобы соблюдение правил реализовать технически? Дело в том, что ACME – это автоматический протокол, у него есть особенности (отсутствие строгого подтверждения аккаунта, отсутствие подтверждения заявки пользователем-человеком и т.д.).

Во-первых, понятно, можно сортировать заявки на выпуск сертификатов по именам доменов, отсекая .RU и др. Но это не помагает в других доменных зонах, и не помогает с сертификатами на IP-адреса.

Во-вторых, можно отказывать в заказах, поступающих по ACME со стороны IP-адресов, которые принадлежат “подсанкционным блокам”, например, по автономной системе. Но автономная система для ACME-клиента легко может быть из совсем другой страны. Более того, точность подобной геопривязки вообще не так высока, как считается.

В-третьих, можно было бы отслеживать принадлежность IP-адресов, относящихся к целевым объектам заказа: это адреса авторитативных серверов DNS-зоны, адреса веб-узлов и др. Это несколько лучше предыдущих пунктов, но тоже – так себе точность: всё может быть вынесено на “чужие” IP-префиксы и придётся доказывать, что администратор этих префиксов “знал и способствовал”, чем нарушил правила.

Самый эффективный вариант – использовать все три перечисленных способа сразу. Вот только автоматизируется это довольно плохо. А ACME – автоматический протокол. Хотя, строгая привязка регистраций .RU к ЕСИА тут как раз может быть интерпретирована УЦ так, что имена в зоне – подсанкционны все, поэтому для всех имён и нужно заблочить заказы сертификатов.

Пишут (id: 65656, между прочим), что Let’s Encrypt добавили в своё соглашение пользователя пункт о соблюдении санкционного режима США (и других “подходящих” стран). Из исходного документа очевидно, что ограничения распространяются так же просто на “рядовых жителей” (ordinarily resident) подсанкционных территорий. Это не то чтобы совсем “новелла”, но для Let’s Encrypt выглядит неожиданно. Но в соответствующем подпункте, который про жителей, речь пока только о территориях и странах, находящихся под полным “эмбарго” США – comprehensive U.S. sanctions. Занятно, что термин “ordinarily resident” – обозначает всякого, кто фактически проживает на заданной территории, то есть, это очень широкое понятие.

Кроме того, в правила добавлены явные и бесспорные упоминания подсанкционных “компаний и субъектов” – им нельзя сертификаты и нельзя “в их интересах действовать”. Санкции сейчас раздаются очень массово, так что, в принципе, с использованием сертификатов “свободного УЦ” Let’s Encrypt возникают большие трудности. Но не у всех, понятно – ибо сам-то этот УЦ позиционируется как “для всех”: “Encryption for Everybody” – написано на первой странице сайта очень большими буквами, но тут нужно понимать, что и кто именно составляют множество этих body. (Оговорка: на dxdt.blog используется TLS-сертификат от УЦ Let’s Encrypt, поскольку это пока что единственный вариант из “хорошо известных УЦ”, который мне всё ещё доступен; долго ли ещё будет доступен? что отберут раньше – домен или сертификаты? Пока что нет ответа.)

Занятно и то, что многие пересказывают версию, по которой, мол, Let’s Encrypt (LE) тут просто “закрепил в правилах уже действовавшую практику” – нет, это не так: раньше в LE отказывали в выпуске сертификатов для конкретных имён, прямо указанных в конкретных списках, поскольку в США установили специальное исключение из санкционного режима, касавшееся “этих ваших интернетов” – в узких кругах соответствующий юридический “казус” известен как “поправка имени Cisco”. Новое дополнение в правилах LE – позволяет применять расширенные основания для “ковровых” отказов и отзыва сертификатов. Естественно, просто так подобные изменения в правила не вносят. Если бы LE стремились бы сами что-то такое применять, то вписали бы раньше. Но раз вписали сейчас, то, очевидно, с целью прямого применения, потому что были какие-то внутри возражения, сомнения, зацепки. Посмотрим. (Есть небольшой шанс, что откатят, но реально небольшой.)

Если кто-то ещё сомневается насчёт очень быстрого перехода в вебе на TLS-сертификаты, выпускаемые с помощью хеш-деревьев (деревья Меркла), то есть, на MT-сертификаты (или просто – MTC), то обратите внимание на свежую публикацию от Let’s Encrypt: там уже в планах стоит 2027 год – это год, когда планируется запуск готового к штатному использованию ACME-сервиса для MTC, а проще говоря – с новыми сертификатами. Да, нужно ещё реализовать поддержку на стороне TLS-серверов и разнообразных библиотек, но это дело наживное – в Go, например, процесс уже идёт.

Так что, особенно сомневаться насчёт направления развития не нужно, а поскольку Let’s Encrypt, Cloudflare и Google тут, – вполне правомочные, – законодатели технологической моды, то нужно ожидать, что вообще через пару лет кардинально изменится технологическая база для Удостоверяющих Центров (УЦ), работающих с вебом и браузерами. На всякий случай напомню, что схема выпуска MT-сертификатов совсем другая, она несовместима с имеющейся и гораздо сложнее в реализации: например, логи Certificate Transparency уходят, как бы, внутрь УЦ, а вместо обычных, локальных подписей – нужно строить доказательства включения в хеш-дерево и получать на специальных промежуточных отметках “распределённые” подписи от нескольких держателей доверенных ключей. Ну а самое главное – будут и TLS-сертификаты вообще без подписи, а только с доказательством из дерева, и будет соответствующая этим сертификатам схема обновления зон доверия, работающая в режиме, близком к “онлайн” (через серверы Google, скорее всего).

В Калифорнии (США) продвигают местный закон (статья в The Register, англ.), который, если его примут, обяжет встроить в процесс подготовки моделей для 3D-печати некий “детектор моделей огнестрельного оружия” – то есть, чтобы автоматически запрещалась печать на 3D-принтере, если пользователь “что-то не то” пробует распечатать. Естественно, речь пока про огнестрельное оружие идёт из-за того, что, мол, можно напечатать условный “призрачный револьвер”. Но логика запрета построена на совсем другом моменте: предлагается вести некий центральный реестр запрещённых к печати моделей; а программное обеспечение (ПО), подготавливающее модель к печати, должно с базой сверяться, получать разрешение на подготовку.

Почему именно ПО, которое модель готовит? Потому что, очевидно, для определения того, что “модель запрещённая”, детектору моделей нужна вся модель ещё до печати, а контроллер печати в принтере – он выполняет лишь примитивное управление механизмами подачи материала и прочими моторными приводами, поэтому модель видеть не может в принципе (ну, если только не внедрить в состав принтера некий дополнительный “пре-сборщик”, со своими памятью и мощным процессором).

Понятно, что есть куча теоретических и ещё больше практических возражений, касающихся возможности создания такого детектора моделей с нужной избирательностью (чтобы он не помешал печатать замок-шпингалет, например). Но дело в том, что, конечно, главная идея такого законопроекта другая. Идея – в обязательном внедрении на стороне пользователя, купившего принтер, универсального и неудаляемого “блокиратора”, с закрытыми исходниками и обфусцированным исполняемым кодом, который будет отключать локальную 3D-печать по командам с некоторого центрального авторизационного сервера. Отключать, даже если для подготовки использовалось ПО с открытым кодом и свободной лицензией. Остальное – не так важно. В целом, конечно, хорошо укладывается в современные тенденции, да.

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).

Нужно ли использовать DNSSEC? Хотелось бы просто написать: да. Но, к сожалению, многолетняя история данной технологии уже обставлена особенностями, которые не позволяют написать просто “да”.

Напомню, кратко, что такое DNSSEC: это технология, позволяющая удостоверять адресную информацию в DNS при помощи механизмов цифровой подписи. Основная особенность DNSSEC в том, что она пристраивает к “классической DNS” схему делегирования по криптографическим ключам, которая позволяет транслировать доверие между зонами, по иерархии. То есть, в “классической DNS” используется делегирование по именам авторитативных серверов: зона уровнем выше содержит имена серверов, которые отвечают за зону уровнем ниже. Например, если у нас есть example.com., то в зоне com. указывается перечень имён серверов (NS), которые администрация зоны com. уполномочила отвечать за example.com.

В DNSSEC нет делегирования по серверам имён (делегирующие ответы со списком NS даже не подписываются), но есть делегирование по криптографическим ключам, которые служат для проверки подписей: зона уровнем выше содержит отпечаток ключа для зоны уровнем ниже; в примере с example.com – в зоне .com размещается отпечаток целевого ключа к зоне example.com, при этом сам целевой ключ – находится только на серверах зоны example.com. Такое размещение ключа – важная особенность DNSSEC, которая несколько меняет логическое отношение зон разного уровня. Отпечаток ключа – это DS-запись, находящаяся в зоне уровнем выше, а сам ключ – это DNSKEY-запись, находящаяся в делегируемой зоне. Отпечаток должен сойтись со значением ключа. Связь “DS –> DNSKEY” – это и есть (безопасное) делегирование в DNSSEC. Это делегирование работает параллельно классическому делегированию по именам NS. (Кстати, с DS-записями связаны самые распространённые ошибки настройки DNSSEC в DNS-зонах.)

Нередко приходится слышать, что, мол, “у нас зона не подписана”, и поэтому “нас DNSSEC не касается”. Это не совсем так. В большинстве случаев, DNSSEC – касается “неподписанных” зон. Дело в том, что в DNSSEC подписывается и отсутствие делегирующих DNSSEC-записей – DS-записей. Иначе смысл данной технологии был бы полностью утрачен, так как можно было бы просто удалить из DNS-ответов DNSSEC-данные и – всё выглядело бы как “неподписанная” зона. Поэтому, если у вас зона example.com, но сама она не подписана, то DNSSEC на вашу зону всё равно распространяется, поскольку подписана зона уровнем выше – .com. То есть, в зоне .com криптографически удостоверен факт того, что в вашей зоне – нет доверенной DNSKEY-записи, а поэтому для вашей зоны удостоверен факт отсуствия DS-записи.

Что это означает? Это означает, что если для example.com радикально сломается DNSSEC в зоне com., то и ваша зона example.com окажется недоступна для валидирующих резолверов (“валидирующий” – это DNS-резолвер, проверяющий DNSSEC-записи). Сейчас очень многие используют валидирующие резолверы, поскольку DNSSEC валидируют крупнейшие провайдеры: Google Public DNS, Cloudflare 1.1.1.1 и др. Штатный опрос DNS начинается с корневого домена и обязательно проходит через зоны первого уровня. Поэтому, к сожалению, даже если у вас домен пятого (условно говоря) уровня внутри небезопасной зоны, для которой DNSSEC нет даже в зоне на два уровня выше, рекурсивный опрос всё равно где-то будет касаться зон с DNSSEC. (Пример, как говорится, “на символах”: 5.4.www.example.com – предположим, что DNSSEC тут нет уже в example.com, но это не помогает, если подписи сломались в .com). Поэтому DNSSEC влияет на вашу зону, даже если у вас в зоне нет DNSSEC-подписей, поскольку на каком-то уровне путь к вашей зоне – подписан, как небезопасный. Естественно, это не распространяется на невалидирующие резолверы: вот им – всё равно.

К сожалению, практическая “ломкость” DNSSEC, регулярно приводящая к авариям больших зон первого уровня, привела и к тому, что складывается нехорошая практика отключения DNSSEC на стороне валидирующих резолверов, если обнаружилась какая-то масштабная проблема. Есть соответствующий документ RFC 7646, который прямо предписывает так делать (кто бы мог подумать? представьте, что для TLS была бы спецификация, предписывающая “всё равно продолжить”, если ошибка “ожидаемая”; да; зато вот в DNSSEC – есть). Формально, речь там идёт о том, что оператор DNS-резолвера должен убедиться, что “эта нога – у кого надо нога!” (то есть, что сломалось там, где положено ломаться), и только потом отключать валидацию для конкретного поддерева (подмножества) DNS-зон. И, судя по сообщениям Cloudflare, именно так этот провайдер и поступил, когда поломались подписи в зоне первого уровня .de (крупнейший национальный домен).

Проблема тут в том, что практика типа “сигнализация опять зашумела – просто отключи”, поднятая на уровень спецификаций, не очень-то помогает развитию и внедрению криптографических технологий. Представьте, что через сервис Cloudflare домены большой популярной зоны резолвятся, а через небольшой корпоративный резолвер – нет, не резолвятся. Почему? Потому что Cloudflare смогли переговорить с большим оператором большой популярной зоны по своим каналам, и отключили DNSSEC у себя, решив, что “это не атака” (почему? как? нет ответа). А администратор небольшого корпоративного резолвера – не имеет возможности проверить все детали. Собственно, на следующем шаге и администратор небольшого резолвера просто отключает DNSSEC совсем, для всего, чтобы “не морочить голову себе и пользователям”. Ну и кому такая криптография нужна? Риторический вопрос. Тем более, когда есть TLS.

Что касается TLS и DNSSEC. Да, эти технологии задают совсем разные поверхности атаки: если DNSSEC работает, и работает верно, то, при обнаружении подмены адресной информации, до применения TLS даже не дойдёт дело. Но это только если DNSSEC работает. А если эту технологию отключают крупнейшие провайдеры, чтобы “пользователи могли заходить на сайты” в сломанной зоне, то, как бы, рассуждать про поверхности атаки становится сильно сложнее. Заметьте, что при этом нет спецификаций, предписывающих “отключать валидацию TLS-сертификатов по команде с сервера обновлений браузера”, если вдруг у крупного удостоверяющего центра “сломались ключи”. Естественно, у TLS другая архитектура и поломка “корневого оператора” пока что не может так повлиять на доступность, как в случае с DNS. Хотя, тут слова “пока что” я использовал неспроста: как только глобальная инфраструктура TLS для HTTPS перейдёт на сертификаты с хеш-деревьями, без подписей, то сразу возникнет похожая на DNS ситуация с раздачей промежуточных “аретфактов доверия”. Пойдёт ли тогда та же корпорация Google, как поставщик наиболее распространённых веб-браузеров, по схеме под условным названием “исправленному верить”? Не факт, но, как говорится, посмотрим: времена сейчас новые, так что всякое может приключиться, поди как и аутентификацию узлов в TLS избирательно отключат.

Вернёмся к DNSSEC в доменной зоне. Распространено ещё такое мнение, что наличие DNSSEC ухудшает работу электронной почты, если домен является почтовым. В отличие от мнения про “независимость от DNSSEC”, это мнение гораздо более обосновано и граздо ближе к реальности. Действительно, такое возможно. Это, буквально, ещё один “неожиданный эффект” DNS. Может показаться, что хотя бы при отправке почты DNSSEC не влияет: ну, какая разница, что там в DNS-зоне, если при отправке почты наш почтовик идёт на внешний сервер напрямую? А имена и адреса внешнего сервера – они в другой зоне. Это так, но вот только сейчас принимающий сервер, в подавляющем большинстве случаев, будет запрашивать записи из зоны отправителя. Например, SPF-записи, или TXT-записи с ключами DKIM, или ещё что-то. Если в зоне DNSSEC не работает, а принимающий почту сервер валидирует DNS-ответы, то он не сможет все эти записи получить. Ну а с доставкой почты в подписанный домен – должно быть очевидно: уже извлечение MX-записи затрагивает DNSSEC. Так что, да, на почту DNSSEC влияет. И в качестве бонуса тут идёт описанный выше момент: от DNSSEC всё равно не отделаться полностью, а отсутствие DNSSEC в собственной зоне лишь уменьшает шансы эту DNSSEC собственноручно же сломать, и “почётная” обязанность отламывания подписей – передаётся выше, по делегированию.

Тем не менее, DNSSEC сейчас поддерживается распространённым ПО “из коробки”. Внедрить DNSSEC в собственной зоне для тестирования можно без автоматического размещения DS-записей, это означает, что ключи и подписи в зоне будут, можно проверить их “сходимость”, но без привязки в глобальную цепочку. Главное – не перепутать шаги: DS-записи вообще нельзя размещать в вышестоящей зоне до того, как целевая зона корректно подписана. Ну и если, после неудачного опыта, отказались от DNSSEC в DNS-зоне, то нужно не забыть корректно почистить DS-записи. Как и раньше, забытые DS-записи – самая распространённая ошибка.

Итак, нужно ли использовать DNSSEC? Нужно. Однако прежде необходимо определить – можно ли.

Часто попадаются фразы, что, например, алгоритм ML-KEM – это алгоритм, “стойкий к подбору на квантовом компьютере”. Вопрос, конечно, терминологический, но попробуем разобраться, почему такая формулировка (“стойкий к подбору”) – не верная, и почему так писать нежелательно.

Более или менее строгое определение: “ML-KEM, теоретически, обладает стойкостью к взлому при помощи алгоритма Шора”.

Дело в том, что, во-первых, никто не доказал и не доказывал, что ML-KEM – стоек к “подбору на квантовом компьютере”, потому что непонятно, что такое “подбор на квантовом компьютере”: ведь нет даже “устойчивого” определения квантового компьютера, что уж там говорить о возможностях теоретического подбора. Из всех криптоаналитических приложений гипотетических квантовых компьютеров – более или менее описаны только гипотетические реализации алгоритма Шора. И вот, при некоторых допущениях (количество “кубитов”, что бы это ни значило, количество “ячеек пямяти” и т.д., и т.п.), определение секрета, передаваемого при помощи ML-KEM, на основе открытых параметров и данных, и даже при помощи компьютера, эффективно реализующего алгоритм Шора, оказывается вычислительно сложным – то есть, в теории, потребует слишком много ресурсов.

Однако здесь “эффективно реализующего алгоритм Шора” – это просто характеристика компьютера, который, вообще говоря, полагается универсальным (в текущей, так сказать, степени понимания “универсальности”). Впрочем, заметьте, что основной исходный посыл тут – это именно “неприменимость” алгоритма Шора. Так что определение про “стойкость к алгоритму Шора” – тоже верное. Потому что те криптосистемы, на замену которым предложен алгоритм ML-KEM, – разновидности ECDH, RSA и др., – уязвимы именно к алгоритму Шора.

(Кстати, почему тут можно смело говорить, что “к алгоритму Шора”, не упоминая “квантовый компьютер”? Потому, что это эффективное выполнение алгоритма Шора возможно только при наличии подходящего квантового компьютера, но сам алгоритм – можно “запускать” и чисто на классическом компьютере: да, времени потребуется экспоненциально больше, смысл теряется даже для коротких ключей, но это ж не мешает запуску и исполнению, верно? Будет “не квантово”, но, да, верно. Отсюда и стойкость.)

Во-вторых, никто не доказал, что невозможны другие “квантовые алгоритмы”, которые, – на подходящем, но гипотетически реализуемом, квантовом компьютере, – будут успешно и быстро взламывать ML-KEM. А если учитывать, что модели квантовых вычислений легко оперируют континуумом (синусы/косинусы и действительные числа), то, вообще говоря, не стоит делать ставку на то, что теоретический “квантовый алгоритм подбора ML-KEM” не придумают в обозримом будущем. Более того, сейчас распространено мнение, что в том самом обозримом будущем гораздо более вероятно появление практической классической атаки на ML-KEM, чем появление квантовых компьютеров, способных сломать ту же X25519 (разновидность ECDH) алгоритмом Шора. То есть, криптосистема ML-KEM может оказаться уязвима для обычных компьютеров, а X25519 и другие современные варианты ECDH – сохранят классическую стойкость.

Как же вообще нужно именовать эти криптосистемы, типа ML-KEM? Например, я и сам регулярно использую термин “криптосистемы с постквантовой стойкостью”, но это тоже не слишком-то хороший вариант, поскольку, откровенно говоря, он не так далеко ушёл от стойкости “к подбору на квантовом компьютере”, как хотелось бы. Конечно, “постквантовая стойкость” здесь – это стойкость к алгоритму Шора. Но это лишь подразумевается, а сам термин – чрезмерно широкий. Видимо, наилучший вариант, который уже сложился исторически, это просто “постквантовые криптосистемы”. То есть, такие криптосистемы, которые предлагается использовать после появления доступных универсальных квантовых компьютеров, и акцент тут – на слове “универсальных”.

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.