dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

Какую статистику могут собирать системы Let’s Encrypt, как крупнейшего, по количеству оконечных TLS-сертификатов, удостоверяющего центра (УЦ) в Интернете? Вроде, часть статистики очевидна – имена доменов, IP-адреса, которые вносятся в сертификаты, и т.д. Но можно “загадать” и неочевидные элементы.

Начнём, впрочем, с очевидных. Понятно, что любые имена, которые УЦ вносит в сертификаты, это предмет внутренней статистики: общее количество, количество сертификатов на имя, разбивка по дереву DNS. Тут, при разбивке, не только по доменам верхнего уровня нужно делить: куча сертификатов Let’s Encrypt выпускается для технических доменов четвёртого, пятого уровня, и даже ниже (максимум – десятый, это ограничение УЦ). Сюда же относится и срок действия выпущенного сертификата: сколько коротких, сколько – обычных, как это проецируется на имена.

Менее очевидные показатели. Прежде всего, проверка права управления ресурсом (именем). Тут напрашивается подсчёт вариантов: DNS, HTTP, ALPN и т.д. Всё с разбиением по типам сертификатов, по открытым ключам. Узлы, с которых запрашиваются ACME-проверки, обозначат IP-адреса источников ACME-запросов. В рамках проверки можно обнаружить, где размещаются проверяемые ресурсы: хостинг DNS, хостинг веб, распределение IP-адресов. Причём, можно построить соответствие адресов, на которых используется сертификат (см. ниже), с адресами, которые “засветились” в процессе проверки права управления.

Важна статистика по результатам проверки: успешно, не успешно, причины отказа. Данные по CAA-записям – какие имена, где размещены сами записи (не обязательно совпадает с DNS-DCV, потому что CAA-запись может быть выше уровнем).

И, конечно, всё с разбивкой по ACME-аккаунтам. Потому что каждый ACME-аккаунт имеет собственный набор идентификаторов (ключ, номер и т.д.).

Откуда тут вообще возьмутся IP-адреса, отличные от тех, которые, – возможно, – указаны в сертификатах? Прежде всего, ACME-клиент приходит с какого-то IP-адреса. Это можно зафиксировать и привязать к ACME-аккаунту. Когда DCV-подсистема проверяет право управления, эта подсистема осуществляет опрос DNS (во всех случаях, кроме, возможно, проверки управления конкретным IP-адресом) – IP-адреса авторитативных серверов DNS разных уровней тоже можно записывать. При проверке HTTP – запросы к веб-серверу отправляются по конкретным IP-адресам; если процесс связан с DNS-проверкой, то IP-адрес берётся из DNS, если с проверкой IP-адреса, то этот адрес указывается в заказе, отправленном по ACME. Соответственно, получаем ещё адреса, пригодные для включения в статистику. И эти адреса можно привязать к сертификатам, ключам, доменным именам.

Откуда взять IP-адреса узлов, на которых используется сертификат? Для сертификата, который выпущен для IP-адреса – очевидно: из самого сертификата. Для DNS-имён – чуть менее очевидно: заказ и получение сертификата не обязаны выполняться с тех же серверов, где сертификат будет использоваться. Однако всякий уважающий себя УЦ выполняет, при помощи специального бота, обход узлов, имена которых указаны в выпущенных сертификатах, как раз для того, чтобы вести статистику использования. Из этого процесса и возьмутся IP-адреса носителей. Если, конечно, соответствующие узлы доступны для бота.

Некоторую статистику можно было бы видеть по OCSP-респондерам, но их в Let’s Encrypt больше нет. Из действующих схем проверки статуса сертификата остаются списки отзыва (CRL). Соответственно, можно строить статистику запросов к точкам раздачи этих списков – с каких IP-адресов и какие именно CRL-файлы запрашивают. Ещё есть точки раздачи промежуточных и корневых сертификатов УЦ. Опять же, запросы к ним – дополнительный источник статистики.

Почему-то свежую (относительно) уязвимость в ядре FreeBSD (CVE-2026-101302), которая требует TLS 1.3 и находится в функциях KTLS (то есть, “выгрузки” обработки TLS-данных на сторону ядра), во внешних описаниях регулярно называют “сетевой уязвимостью”, просто позволяющей “обвалить ядро FreeBSD при помощи специального сетевого пакета, отправленного по TCP”. Это не совсем верно, и тут требуется небольшое поясение. Как сейчас модно говорить: “важен контекст”. И здесь “контекст” – в самом техническом смысле, а именно – TLS-контекст в ядре.

Данная уязвимость касается обработки именно TLS-записей в версии TLS 1.3, да ещё и после аутентификации и расшифрования полезной нагрузки. Другими словами, чтобы “проэксплуатировать” ветку кода с ошибкой (а там некорректная расчётная длина дополнения), атакующему требуется установленный в ядре TLS-контекст соединения и общие с атакуемым TLS-стеком секретные ключи. То есть, успешная атака требует, чтобы прошла аутентификация принятой TLS-записи. В TLS 1.3 здесь сначала проверяется целостность, а только потом данные расшифровываются.

Таким образом, штатная схема подразумевает, что стороны установили соединение и получили общий секрет, а потом можно отправлять “панические пакеты”. Просто так “налить панических пакетов” – не получится. Но это штатная схема. Естественно, для успешной атаки требуется подходящий TLS-контекст в атакуемом ядре, а не сам процесс установления соединения. Это понятно, забывать про это нельзя тоже. Да, подходящий TLS-контекст в ядре может быть установлен со стороны приложения без фактического выполнения полноценного TLS-соединения и отправки пакетов вообще, и вот тогда, да, специальный пакет с подходящей TLS-записью уже вызовет “панику” ядра. Что, конечно, тоже немало.

В Let’s Encrypt обещают с 10 февраля 2027 года начать выпускать TLS-сертификаты на 64 дня, вместо 90-дневных. Это как раз через четыре месяца (плюс-минус), то есть, как раз закончат действовать 90-дневные сертификаты, выпущенные в первой трети ноября 2026. Процесс сокращения должен быть незаметным, но нужно заранее озаботиться автоматизацией мониторинга, проверив, что он настроен (не)правильно.

Замечу, что dxdt.blog я некоторое время назад перевёл на “сверхкороткие” сертификаты со сроком действия 160 часов, так что dxdt.blog сокращение с 90 к 64 дням не коснётся: тут и так уже меньше недели. Естественно, заказ, получение и вывод сертификата на веб-сервер dxdt.blog – полностью автоматические. И за эти несколько месяцев заметная проблема была только один раз: очередной сертификат не выпустился потому, что, из-за неполадок с измерением времени на виртуальной машине, отвалился и не сработал корректно скрипт по таймеру Systemd; ну а тот момент, что сертификат не выпустился, был, к сожалению, “пойман” лишь спустя пару часов после того, как текущий сертификат завершился. Это, конечно, проблема коротких сертификатов: времени на реагирование очень мало, dxdt.blog я администрирую сам, мне вот времени и не хватило (ну и, опять же, как только УЦ перестанет выпускать сертификаты для каких-то доменов, соответствующие сайты очень быстро “потухнут” для браузеров – тут уж ничего не поделать, система выстраивается так, что сертификат будет токеном доступа). Но, в целом, пока что всё работает.

В свежем Chrome 155 включена поддержка подписей ML-DSA в TLS-сертификатах (в том числе). Но не для корневых ключей, входящих в общую глобальную иерархию доверенных ключей, которая “коробочная” – то есть, не для WebPKI, а только для внутренних систем, с добавлением корневых ключей вручную: на сайтах и “из коробки” отдельные TLS-сертификаты с ML-DSA пока не планируются, а планируется, что будет добавлена сразу схема на хеш-деревьях.

ML-DSA – это постквантовая криптосистема цифровой подписи. У DigiCert есть тестовый веб-сайт, где используется цепочка сертификатов с ML-DSA-подписями. Так что посмотреть на такие сертификаты можно даже браузером. Но без автоматической валидации. К сожалению, оконечный сертификат на веб-узле по ссылке не содержит SAN: вообще говоря, по современным спецификациям, да с точки зрения браузера, такой сертификат не валиден для веб-узла в TLS, безотносительно ML-DSA, поскольку строго требуется указание имени именно в SAN, а Subject/CN – давно не используется для проверки DNS-имени (но можно добавить исключение, конечно).

Другими словами: автоматически перейти на подобные сертификаты для веб-сайта пока что не получится, и не только потому, что никакой хорошо известный УЦ ещё их не поддерживает, но и потому, что не поддерживают браузеры. Но сделать собственную цепочку TLS-сертификатов с ML-DSA (и, кстати, CRL тоже), а потом попробовать, что произойдёт в Chrome свежей версии – уже можно: средства и спецификации есть.

И, ещё раз, не забывайте, что внедрение именно такого варианта в “общем вебе” даже не планируется. Доверенные УЦ сразу перейдут на MTC – сертификаты на хеш-деревьях. Там тоже используется ML-DSA, но схема совсем другая, и она позволяет вовсе не указывать подписи в самих оконечных (серверных) сертификатах.

Обычный вариант атаки MITM для TLS подразумевает, что у перехватывающего узла (прокси) есть секретный ключ от валидного серверного сертификата (ну и сам сертификат, естественно). Тогда перехватывающий узел выдаёт себя за настоящий TLS-сервер в сторону клиента, и за клиента – в сторону настоящего TLS-сервера.

В IP-сети всякий промежуточный узел может ответить вместо настоящего, так что в сетевом смысле атака не самая трудная. Получается, что TLS-сессия установлена не между клиентом и сервером, а превратилась в две TLS-сессии: одна – от клиента до перехватывающего узла, вторая – от перехватывающего узла до настоящего сервера. Промежуточный узел принимает трафик в обе стороны и видит его в открытом виде, так как TLS-соединение между клиентом и настоящим сервером не установлено, трафик никто не защищает.

На что тут влияет клиентская аутентификация в TLS? Вот на что: штатный способ аутентификации TLS-клиента сервером, – на этапе установления соединения, – подразумевает, что клиент подписывает все TLS-сообщения, которые были переданы до настоящего момента, а это означает, что перехватывающий узел не сможет получить корректную подпись для своей сессии в сторону подлинного сервера. Чтобы это сработало, сервер должен поддерживать клиентскую аутентификацию, конечно.

То есть, буквально, TLS-клиент при помощи секретного ключа подтверждает, что получил некоторые TLS-сообщения с конкретным содержанием (там побайтово все сообщения подаются на вход хеш-функции). В случае MITM, клиент подпишет те сообщения, которыми обменивался с перехватывающим узлом, с прокси. Но состав этих сообщений отличается от сообщений, которыми перехватывающий узел обменялся с подлинным сервером (см. ниже объяснения). Подлинный сервер же – видит лишь сообщения от перехватывающего узла (и свои собственные), соответственно, проверять клиентскую подпись он будет по этим сообщениям. Подпись, присланную клиентом, перехватывающий узел передаёт без изменений. Так как сообщения различаются, подпись не сойдётся. Перехватывающему узлу не известен секретный ключ клиента, поэтому перехватывающий узел не может подписать за клиента сообщения сессии в сторону подлинного сервера. Если же сообщения прокси передавал без изменений, то это означает, что перехвата TLS не случилось, а случилось обычное TLS-соединение и прокси не сможет раскрыть трафик.

Важная оговорка: это всё верно, но лишь без учёта возможности принудительного понижения стойкости – в принципе, перехватывающий узел, активно вмешиваясь в соединение, может вынудить стороны TLS согласовать заведомо нестойкие ключи и параметры протокола. Это позволит расшифровать трафик в пассивном режиме. Однако это совсем другая схема перехвата, она гораздо сложнее, клиенты типа современного браузера лучше защищены от применения подобных атак, а в TLS давно есть дополнительные индикаторы, помогающие такую атаку обнаружить, и т.д. В общем, в записке речь идёт о максимально простой схеме перехвата – с полной подменой узла.

А что если у перехватывающего узла есть подходящий секретный ключ и дверенный клиентский сертификат? Тогда – да, перехватывающий узел сможет выдать себя за аутентифицированного клиента в сторону подлинного сервера и продолжить прозрачный перехват, просто пригнорировав аутентификационный ответ прослушиваемого клиента.

Тут есть тонкий момент: нельзя забывать, что в TLS проверить корректность подписи и валидность клиентского сертификата должен подлинный сервер. Если сервер реально использует результат аутентификации клиента, то сессия с MITM – развалится (если у перехватывающего прокси нет клиентского секретного ключа). Но это именно особенность TLS. То есть, сервер должен всё проверять, но может и не проверить. Если сервер реально не проверяет значение клиентской подписи, то перехватывающий прокси может прислать что угодно похожее на подпись и TLS-соединение продолжит работать как обычно. Ну и тем более так будет, если сервер вообще не использует клиентской аутентификации в TLS (обычное дело).

И это приводит к следующим особенностям трансляции доверия через TLS. Предположим, что есть дополнительный прикладной протокол аутентификации, работающий через TLS, но не использующий встроенную в TLS клиентскую аутентификацию. Простейший вариант: клиент вводит пароль. Понятно, что тут MITM-прокси просто пересылает запрос на пароль клиенту, а пароль от клиента – пересылает серверу. Всё прозрачно работает, прокси узанёт пароль.

Более сложный вариант: у клиента есть секретный ключ для цифровой подписи, сервер верит в открытый ключ, соответствующий этому секретному. Сервер присылает запрос на подпись некоторых данных – клиент подписывает – сервер проверяет и убеждается, что у клиента есть секретный ключ, если всё сошлось – клиент аутентифицирован. Помешает ли это MITM-прокси? Нет, не помешает. Прокси, в рамках штатного перехвата трафика, просто копирует запрос сервера, пересылает его клиенту, получает от клиента подпись, передаёт её серверу – сработало, сервер аутентифицировал клиента и незаметил вмешательство прокси. Почему это работает? Потому, что тут аутентификация не привязана к транспортной сессии: сервер проверяет, что запросы поступают от стороны, имеющей доступ к секретному ключу, парному к доверенному открытому, но не проверяет, что транспортная сессия установлена с той же самой стороной.

Что это всё означает? Вот что: представьте, что клиент авторизуется через тот или иной механизм, использующий цифровую подпись, выполняемую на стороне клиента; эта схема, с точки зрения простого MITM-перехвата TLS, не даёт дополнительной защиты сессии. То есть, всё происходит на пару уровней выше TLS: клиент что-то подписал, сервер выдал клиенту авторизационный токен, этот токен виден на стороне MITM-прокси, теперь сторона с прокси может выдать себя за аутентифицированного клиента, подпись не требуется. Если подпись потребуется, то прокси перенаправит запрос клиенту. Да, по сравнению с паролем, тут есть некоторое преимущество: секретный ключ подписи не утекает наружу. Но, с другой стороны, выгода в плане защиты информации не так уж велика: ведь MITM-прокси может попросить клиента подписать что угодно, прикинувшись подлинным TLS-сервером при помощи перехватывающего TLS-сертификата.

Вот уже два с половиной месяца на dxdt.blog используются короткоживущие TLS-сертификаты от Let’s Encrypt – серверный сертификат валиден 160 часов, новый сертификат, при штатной работе, выпускается каждые двое суток, а старый – отзывается со статусом Superseded. Поделюсь некоторым опытом.

Для короткоживущих сертификатов мониторинг необходим даже больше, чем для “обычных”. Потому что отслеживать нужно событие замены сертификата через каждые два дня: если сертификат не заменился, то “что-то пошло не так” и нужно срочно смотреть, что именно, ведь срок действия сертификата совсем небольшой. Многие типовые решения для мониторинга не приспособлены для короткоживущих сертификатов.

Серверные TLS-сертификаты данного УЦ и данного типа более не содержат имени в поле Subject. Это необходимо учитывать в мониторинге. (Обратите, кстати, внимание на этот момент – как ни странно, но мне до сих пор приходится сталкиваться со скриптами и схемами мониторинга, которые по старинке полагаются на значение Subject серверного сертификата при определении имени. Если в сертификате поле Subject пустое, такие скрипты не просто не работают, но часто вообще начинают действовать неверно – потому что пустое значение даёт интересные эффекты при попытках его обработки. Как переделать shell-скрипты, использующие OpenSSL, описано в одной из записок по теме.)

В остальном – работает неплохо. Кроме dxdt.blog, я нашёл применение для шестидневных сертификатов там, где нужен TLS-сертификат для IP-адреса. Так, у меня есть демонстрационный сайт под IP-адресом: https://185.39.19.199/ – там TLS-сертификат обновляется certbot со штатными настройками. Также я использую TLS-сертификаты для IP-адресов на некотором DNS-стенде, где такие сертификаты очень хорошо подходят для авторитативных серверов DNS (DNS over TLS: см., например, тестовый сервис для резолверов dns.1d.pw).

Сейчас на веб-сайтах крупнейших российских банков в TLS появился “сертификат Минцифры”, в том числе, на веб-интерфейсах систем “Личного кабинета”. “Сертификат Минцифры” – это сертификат корневого ключа Национального Удостоверяющего Центра, “сертификат НУЦ”. То есть, для штатного соединения – нужно доверие соответствующим корневым сертификатам (от НУЦ). Из коробки – доверие есть только в “Яндекс.Браузере”. В остальных случаях – нужно добавлять сертификат вручную.

С доверием тут проблема не только в браузерах. Сертификатам этим вообще доверяют не все пользователи. В связи с этим сейчас много где рекомендуется некоторый весьма технический метод установки “сертификатов Минцифры”, но с ограничением по допустимым именам хостов, чтобы сертификаты от данного корня считались валидными только для некоторых имён, предположим, для имён только в зоне .RU, или для имён только в DNS-зоне банковского сайта. Это боязнь атаки типа MITM: технически, всякий УЦ может выпустить сертификат для любого имени.

Речь не про механизмы управления доверием по именам в конкретных браузерах, а именно про уровень TLS-сертификатов и цифровой подписи. Чтобы реализовать ограничения, предлагается “переподписывание” при помощи собственного, локального доверенного корневого ключа, с установлением ограничений в nameConstraints. Схема многим кажется хитрой. И надо заметить, что техническая хитрость в схеме действительно есть. Я не считаю, что это хорошая схема для продвинутого пользователя. Для такого пользователя гораздо лучше – аккуратно создать отдельную копию браузера, со своим списком корней. Поэтому детальных команд я не привожу, но если захотите, то сгенерировать всё нетрудно при помощи OpenSSL (не забудьте только ключи удалить).

Вообще, цель этой записки в другом: объяснить, что это всё означает, почему и как работает. Речь здесь пойдёт про веб-браузеры и TLS в HTTPS.

Итак, упомянутая выше схема “переподписывания” давно известна среди специалистов, она вполне штатная, и называется “кросс-подпись”. Логика алгоритма в том, что открытый ключ из целевого “корневого сертификата”, – обозначим его литерой “Б”, – подписывается ключом доверенного УЦ, а получившийся новый сертификат содержит такой же открытый ключ, как сертификат “Б”, и такое же имя в поле Subject. По такой схеме долгое время в браузерах работал УЦ Let’s Encrypt (да и сейчас есть сертификаты для корневых ключей Let’s Encrypt, выпущенные от других УЦ, это улучшает совместимость).

Почему кросс-подпись работает? Потому что в ходе валидации серверного сертификата цепочка строится по именам (Issuer <===> Subject), а подписи проверяются по открытым ключам из сертификатов цепочки. Часть цепочки – присылает сервер, а доверенный корень – встроен в браузер. Чтобы сертификат был признан валидным, необходимо (но не достаточно), чтобы цепочка пришла к доверенному ключу. Но нет разницы, что это за ключ и откуда он – главное, чтобы он был доверенным. Поэтому прочие данные из TLS-сертификата всегда играют вспомогательную роль, главное, что есть в сертификате – открытый ключ. Поэтому и сертификаты строго называют “сертификатами ключей”.

Предположим, что сервер вернул собственный, оконечный сертификат, а подпись на этом сертификате стоит от ключа промежуточного удостоверяющего центра (УЦ), сертификат данного ключа тоже прислал сервер. Валидирующий сертификаты браузер выбирает сертификат подписывающего ключа, прежде всего, по имени Issuer из подписанного сертификата, потом производится попытка проверки подписи ключом из выбранного сертификата. Если вдруг оказалось несколько сертификатов, подходящих по имени, но с разными ключами, то процедура проверки подписи даст валидный результат только для правильного ключа. Обратите на этот момент внимание – он главный: проверка подписи выполняется при помощи ключа, и доверие, в конечном итоге, выстраивается по ключам. Фокус схемы с кросс-подписью в том, что ваш браузер начинает верить в ключ потому, что доверие этому ключу прямо установлено. И установлено доверие может быть другим корневым сертификатом, а не тем, который предлагается “скачать и установить”. Главное, чтобы открытый ключ совпадал.

Оказывается, этот момент регулярно ускользает из поля внимания даже технически продвинутых пользователей, а в результате – теряется понимание процесса.

Рассмотрим очень подробный пример.

Пусть сервер адресуется именем example.com. Для example.com выпущен оконечный (серверный) сертификат от ключа промежуточного УЦ под названием Interm-CA-1. Для открытого ключа этого УЦ Interm-CA-1 выпущен сертификат “корневым УЦ” Root-CA-1. И открытый ключ Root-CA-1 встроен в браузер. Браузер доверяет открытому ключу Root-CA-1. Этот открытый ключ непосредственно указан в сертификате Root-CA-1. Тогда браузер выстраивает цепочку example.com <- Interm-CA-1 <- Root-CA-1, проверяет подписи от Root-CA-1 на Interm-CA-1, а от Interm-CA-1 на example.com и, если всё сошлось, распространяет доверие по цепочке до сертификата example.com. Это обычный способ, без кросс-подписи.

Теперь представьте, что в браузере есть и Root-CA-2, тоже доверенный. Пусть Root-CA-2 выпустил и подписал сертификат для того же открытого ключа, который указан в сертификате Root-CA-1. “Обычный” сертификат корневого ключа Root-CA-1, который упоминался выше, – это самоподписанный сертификат, то есть, подпись в нём от того же ключа, открытая часть которого указана в сертификате. Новый сертификат, выпущенный для ключа Root-CA-1 не является самоподписанным – его подписал Root-CA-2, используя другой ключ.

Обратите внимание: открытый ключ в этом новом сертификате – тот же, что и в самоподписанном сертификате корневого ключа Root-CA-1. Это подпись другая. Соответственно, этот открытый ключ позволит успешно проверить подпись, поставленную Root-CA-1 на сертификате Interm-CA-1 из цепочки, описанной выше. Более того, когда УЦ Root-CA-2 генерировал сертификат для ключа Root-CA-1, то этот УЦ и в качестве имени Subject сертификата указал Root-CA-1. Но Issuer – отличается: здесь стоит Root-CA-2 (в самоподписанном исходном и Issuer, и Subject – были Root-CA-1). Браузер верит ключу Root-CA-2. Теперь возможна другая цепочка: example.com <- Interm-CA-1 <- {Root-CA-1} <- Root-CA-2. Цепочка ведёт к Root-CA-2, он доверенный. Сертификат в фигурных скобках {Root-CA-1} – это сертификат для того же открытого ключа, от Root-CA-1, но выпущен он Root-CA-2. А раз это тот же ключ, то и для сертификатов, которые в цепочке находятся левее {Root-CA-1} ничего не поменялось – доверие транслируется точно так же. Это и есть кросс-подпись.

В схеме кросс-подписи больше не нужен доверенный корневой самоподписанный сертификат Root-CA-1. Его не нужно ставить в браузер вообще, потому что доверие транслируется от Root-CA-2 через кросс-подпись, поставленную на ключе, а не “на исходном сертификате”, как почему-то иногда пишут. Нет, исходный корневой сертификат не “переподписывается” – из него просто берётся открытый ключ, а далее доверие этому ключу образуется при помощи его подписывания собственным, локальным корневым ключом. И в браузер добавляется доверие этому, корневому ключу. Естестсвенно, необходим {Root-CA-1} (в фигурных скобках), выпущенный Root-CA-2. Этот сертификат (в фигурных скобках) локальный, его не пришлёт сервер. Поэтому сертификат придётся добавить в браузер (если для этого сертификата установить флаг доверия, то не нужен уже Root-CA-2, кстати. Но см. ниже про целевые ограничения – их нельзя утрачивать.)

Где же здесь ограничения? Они в nameConstraints. В TLS-сертификатах есть штатный способ, который позволяет описать ограничения по именам, для которых применим ключ из сертификата. Обратите внимание на важный момент: это механизм описания, он вовсе никак не позволяет “реализовать ограничение”. Реализация – остаётся на стороне валидатора сертификатов. То есть, если браузер применяет ограничения из блока сертификата nameConstraints, то сертификат не будет считаться валидным для имён, за пределами списка, если не применяет – будет. Современные браузеры nameConstraints обрабатывают и ограничения применяют. В частности, Firefox действует даже строже, чем предписывают RFC, касающиеся этих ограничений.

Механизм ограничения валидности довольно прост: в поле nameConstraints перечисляются наборы DNS-имён для которых разрешено или запрещено применять ключ при проверке подписи. Прежде всего, данное поле предназначено для сертификатов ключей УЦ. То есть, для ключей, от которых выпускаются другие сертификаты. При корректном применении ограничения должны действовать по всей цепочке вниз. Например, если в корневом сертификате указано ограничение “разрешено только для example.com”, то валидатор, следующий ограничениям, не примет сертификат от этого корня для example.net. Цепочка проверки при этом может включать несколько промежуточных сертификатов. Ограничения по именам применяются и тогда, когда в сертификате этих имён много: все имена должны быть разрешены, иначе валидация не пройдёт. То есть, при правильной реализации, метод весьма действенный.

Теперь, если мы подписываем кросс-подписью ключ другого УЦ, то мы можем указать нужные ограничения в сертификате, который подписываем. Ограничения перечисляются в nameConstraints. В принципе, ограничения можно указать и сразу в локальном сертификате корневого ключа. В качестве состава ограничений может быть как только конкретный домен верхнего уровня, так и конкретные DNS-имена веб-сайтов. Тогда браузер посчитает невалидными оконечные сертификаты, выпущенные от исходного корневого ключа, но для имён, которые не входят в разрешённый список. Предполагается, что это противодействует потенциальным MITM-атакам: “ограниченный” корневой сертификат уже не позволит браузеру посчитать валидным оконечный сертификат, выпущенный для, условно, google.com. Заметьте, впрочем, что у Chrome и Google есть специальные меры, отслеживающие подобную подмену без всяких nameConstarints и собственного локального корня. При этом локальный корень, налаженный по описанной схеме в том же Chrome, данные меры поломает, поскольку всё будет выглядеть так, как если бы в систему установлен “сертификат корпоративного УЦ”, а для таких случаев многие способы детектирования подмены серверных ключей работают не так строго. Это один из неочевидных аспектов использования данного решения.

Итак, схема сводится к следующим шагам: 1) генерируем собственный корневой секретный ключ и сертификат для этого ключа с ограничениями по именам в nameConstraints; 2) встраиваем в браузер открытую часть данного ключа в качестве доверенного; 3) выпускаем от этого корневого ключа сертификат кросс-подписи для ключа из “сертификата Минцифры”, совпадающий по имени Issuer с “оригинальным”, возможно, повторяем тут ограничения по именам, добавляем этот сертификат тоже в доверенные. “Сертификат Минцифры” – добавлять не нужно, уже добавлен ключ из него. Всё. Теперь браузером начинают считаться доверенными сертификаты только на сайтах, подходящих по именам.

Какие есть подводные камни на этом направлении? Самые разные. Форма и размер этих камней – определяются теми рисками, с которыми вы попытались бороться. Прежде всего: наличие локального “ограниченного” корня вовсе не отменяет установления TLS-соединения. Нет. Браузер всё равно будет подключаться к произвольным сайтам, выполнять начальную стадию TLS-соединения, и лишь получив в ответ сертификат, ключ из которого сходится к нашему “ограниченному корню”, применять ограничения по именам и выдавать ошибку, если ограничения не позволяют принять сертификат. Про это нельзя забывать: собственный корень не ограничивает подключение и обработку сертификатов, он управляет только итогом валидации.

Заметьте, кстати, что если на локальном компьютре установлен антивирус, перехватывающий TLS-соединения браузера, то все описанные манипуляции с сертификатами никак не повлияют на реальное положение дел с валидацией.

Добавление локального корневого сертификата в доверенные означает, что если соответствующий секретный ключ утечёт, то тот, кто его получил, сможет подменять сертификаты для всех вариантов имён, подходящих под ограничение nameConstaraints. Если это сайты банков, то сразу возникает весьма неприятный риск. Поэтому, как минимум, следует защитить (лучше – уничтожить) такой “подменный” секретный ключ. Этот момент тоже постоянно упускают из виду.

Соответственно, если идея “ограничений” состояла в том, чтобы ограничить применение “сертификатов к сайтам”, то в данной схеме это не так, сертификаты продолжают применяться, они лишь не считаются валидными. Поэтому вариант с отдельным браузером, под конкретные сайты, имеющим собственный набор корневых сертификатов, в который либо добавлен вручную оригинальный корень, либо собственный корень для “кросс-подписи”, может оказаться сильно лучше.

Ближайшее будущее в области TLS-сертификатов для веба – это сертификаты на хеш-деревьях. Я писал об этом неоднократно. Ещё одно подтверждение: черновик политики Google по включению в список доверенных удостоверяющих центров (УЦ) веб-браузера Chrome. Этот черновик касается постквантовых криптосистем цифровой подписи (или, как их ещё обозначают, “квантовостойких” криптосистем). В контексте данной программы доверенных УЦ Chrome – это криптосистема ML-DSA (и только). Но главное тут не тип криптосистемы, а то, что политика допускает исключительно схему с хеш-деревьями, с MTC (Merkle Tree Certificates). Соответственно, УЦ, не поддерживающие MTC – в программу даже податься не смогут, вне зависимости от других параметров. MTC, с точки зрения УЦ, совсем другая история, если сранивать с имеющимся сейчас вариантом.

Этот вариант, – хеш-деревья, – алгоритмически близок с реализации Certificate Transparency (CT). Концептуально, MTC – это перенос CT на сторону УЦ. Поэтому в черновике политики прямо сказано, что на начальном этапе включение в “квантовостойкие корни браузера” будет доступно только для тех организаций, которые уже поддерживают работоспособный лог CT (то есть, запустили такой лог до 1 февраля 2026 года). К таким организация, естественно, относятся Let’s Encrypt, Cloudflare и Google (но не только эти).

Основные особенности MTC в TLS: “бесподписные” сертификаты – то есть, буквально, серверные TLS-сертификаты в которых вместо подписи – доказательство включения в хеш-дерево; очень короткий срок действия сертификатов – предпочтение будет отдаваться “шестидневным” сертификтам (и более “коротким”). “Бесподписная” часть – экономит трафик, поскольку сильно уменьшает размер сертификата в байтах, но также привязывает клиента к сервису, с которого нужно скачивать обновления дерева. Короткий срок действия – привязывает к точке выдачи сертификатов (и, таким образом, к провайдеру данных дерева) ещё и операторов TLS-серверов.

Кстати, что касается обнаружения отзыва серверных TLS-сертификатов. Ещё раз подчеркну – речь здесь об оконечных, о серверных TLS-сертификатах. С сертификатами УЦ – ситуация отличается. Итак, для оконечных сертификатов, сейчас, согласно требованиям CA/B-форума, есть три базовых способа публикации статуса сертификата и несколько вариантов их комбинирования:
1) публикация CRL;
2) OCSP-респондер;
3) ничего (то есть, нет точки публикации информации о статусе сертификата).

Итак, первый вариант, CRL: файлы CRL выкладываются на точку раздачи, доступную по HTTP, откуда их можно скачивать; URL указывается в составе сертификата (отдельное поле). В ряде случаев применяется различный “шардинг” и множественные URL. Например, Let’s Encrypt использует для одного и того же поколения сертификатов и промежуточного УЦ большое количество разных имён CRL (они именованы порядковым номером: 1, 2, 3, …, 128). В сертификате может быть указано несколько точек раздачи CRL, с разными URL. Это важный аспект.

Второй вариант, OCSP: OCSP давно перевели в разряд опциональных, но данный протокол всё равно используется; и если используется, то публикуется точка доступа к OCSP-респондеру (на практике, транспортом тоже будет HTTP), URL указывается в сертификате (отдельное поле, отличается от поля для CRL). Может быть несколько URL OCSP.

Третий вариант, самый интересный: в сертификате вовсе не указано способа получения информации о статусе. Такое уже довольно давно допускается, но только для “короткоживущих” (short-lived) сертификатов. Сейчас, “короткоживущий” – это со сроком валидности не более семи суток (604,800 секунд). Поэтому, например, в шестидневных сертификатах Let’s Encrypt может вообще не быть ни CRL, ни OCSP. Ну, OCSP вы там точно не найдёте – в Let’s Encrypt давно перестали его предоставлять; а вот CRL – пока что найти можно, но заметьте, что это опционально.

Теперь, что касается комбинирования. В сертификате всё ещё может быть указан адрес OCSP-респондера, но не указан адрес CRL! То есть, встречаются корректные и валидные сертификаты, статус которых только по OCSP возможно определить, адреса точки раздачи CRL в них нет вовсе. Могут быть указаны и OCSP, и CRL. И может быть только CRL. То есть, если сертификат не “короткоживущий”, то CRL является обязательным, но только в том случае, если нет OCSP (который опционален).

В рамках определения статуса сертификата нужно аккуратно обрабатывать все варианты. Например, если в сертификате указано несколько точек раздачи CRL, то тот факт, что в CRL, полученном от одной из точек, серийного номера сертификата нет, не означает, что сертификат не отозван: его серийный номер может присутствовать в другом файле CRL. Проверять отсутствие нужно по всем CRL. Когда указан OCSP-респондер (или несколько), то нужно и его тоже проверить, если сертификат не нашёлся в CRL.

Недавно вышел документ RFC 10024 (обратите внимание: нумерация перевалила за десять тысяч). Этот RFC вводит идентификаторы для гибридов криптосистем обмена ключами в TLS 1.3. Это гибриды из классических и посквантовых криптосистем. В роли классических – выступают X25519 и ECDH, а в роли единственной постквантовой – ML-KEM. То есть, формально закрепляются следующие сочетания: X25519 + ML-KEM-768 как X25519MLKEM768 (0x11EC), ECDH/P-256 + ML-KEM-768 как SecP256r1MLKEM768 (0x11EB), и ECDH/P-384 + ML-KEM-1024 как SecP384r1MLKEM1024 (0x11ED).

При этом в качестве рекомендуемого (recommended) набора отмечен только X25519MLKEM768, варианты с ECDH – содержат значение N в поле “Recommended”. (Тут нужно оговорить, что флаг Recommended – это штука, назначаемая внутри IANA/IETF, и имеющая особенную трактовку; как минимум, тот факт, что ML-KEM стандартизована NIST, не означает, что IANA/IETF автоматически поставят флаг “рекомендуется”, тем более, что тут речь о гибридах; но и делать вывод, что нельзя использовать системы, у которых “Recommended: N” – тоже неверно: тогда бы и смысла в подобных RFC не было бы.)

Что здесь означают числа? В X25519 – это 2^255 – 19, модуль, задающий максимальную разрядность для этой криптосистемы; X25519 – массово используемый вариант протокола Диффи-Хеллмана (DH) на эллиптической кривой. P-256 и P-384 – две разных эллиптических кривых (отличных от используемой в 25519), на которых работает “типовой” протокол DH. P-256, которую также называют SecP256r1, имеет разрядность 256 бит, а P-384 (SecP384r1) – 384 бита. Математически, реализации DH на P-256 и P-384 – абсолютно идентичные, разные только кривые, а DH в версии X25519 тут в некоторых математических деталях отличается (распростраено мнение, – в том числе, среди специалистов, – что как раз эти отличия и делают реализации X25519, в целом, надёжнее и более стойкими, чем для DH на P-256/P-384).

ML-KEM тут фигурирует с двумя наборами параметров: 768 и 1024. Оценка стойкости ML-KEM – штука совсем сложная, поэтому тут только отмечу, что, несмотря на такие значение, ни 768, ни 1024 – как-то “линейно” с битовой стойкостью или эффективной разрядностью не связаны, но 1024, согласно спецификации, считается более стойким набором параметров. Поэтому для более стойкой кривой P-384 и выбран более стойкий вариант ML-KEM-1024.

Я не тестовом сервере tls13.1d.pw давно поддерживаю X25519MLKEM768 и SecP256r1MLKEM768, а вот P-384 пока не добавил.

Наткнулся тут случайно на занятное решение в области внутреннего устройства LLM-системы Claude от Anthropic.

Я на днях попросил эту систему извлечь актуальный TLS-сертификат с некоторого веб-сервера (HTTPS, то есть). В ответ пришло подробнейшее объяснение того, что “песочница” на стороне Anthropic, которую данная система использует внутри, чтобы выполнять команды, перехватывает TLS, подставляя сертификат, сгенерированный TLS-прокси. “Песочница” тут – это контейнер или виртуальная машина, где исполняется системная среда, доступная “бэкенду” LLM. Сейчас все современные мощные системы этого типа максимально используют привычные программные среды и утилиты (Python, Bash, curl, OpenSSL и пр.), выдача утилит “подмешивается” в процесс подготовки ответа, и это даёт несравнимо лучший результат, чем простое “поточное генерирование” (банальный пример – арифметика: так как “привычный подход” приводит к смешным ошибкам, продвинутые системы ИИ-LLM уже давно считают числа при помощи скрипта на Python).

И вот, на стороне Claude, такая “песочница”, точнее – системное окружение “песочницы”, имеет технические ограничения, которые, тем не менее, “наблюдает” LLM. То есть, сразу отмечу, это ни какой-то там “побочный канал” – нет, Claude подробно расписывает, что, мол, такая вот ситуация обнаружилась, это “мешает мне напрямую получить сертификаты с сервера, поэтому буду искать обходные пути”. А потом начинает добывать сертификат другим способом. Что удивительно, делает это, условно говоря, успешно – таки сертификат (даже несколько сертификатов) был получен, но не непосредственно с исследуемого сервера (см. ниже), что, конечно, не соответствует задаче, так как сервер мог при этом возвращать что угодно другое.

Вообще, сказать с полной уверенностью, что выданное системой описание “песочницы” полностью соответствует действительности – довольно сложно: данная система достаточно быстро и уверенно генерирует детализированные объяснения на естественном языке почти что про что угодно. Так что, может, это специально так сделано. Однако выглядит всё весьма и весьма правдоподобно, поэтому примем, что так оно и есть.

Тем более, что вариант вполне логичный, и система даже прислала подменный сертификат, который возвращает в “песочницу” TLS-прокси: доменное имя, время начала действия (для прокси – время генерирования) сертификата – всё совпадает. То есть что там, на бэкенде, происходит: LLM генерирует шелл-скрипт, который, при помощи вызова утилиты s_client OpenSSL, должен подключиться к исследуемому по моему запросу серверу и вернуть (кроме прочего) серверный сертификат и дополнительные, промежуточные, сертификаты. В результате, сертификаты возвращаются, но это подменные сертификаты, которые сгенерированы прокси-сервером. Это в чистом виде то, что принято обозначать буквами MITM. В серверном сертификате указано имя того узла, к которому было обращение, но выпущен этот сертификат перехватывающим прокси (что нетрудно понять по именам удостоверяющих центров).

Зачем такой перехват может быть сделан? Чтобы отслеживать трафик внутренних систем, управляемых LLM – в трафике может быть что-то подозрительное. Можно было бы делать более тонкий перехват, но это очень сложно, а примитивный “тотальный MITM” – работает подобно молотку: не избирательно, зато просто и предсказуемо.

Похожая ситуация, когда кому-то, кто пытается проверить что-то про TLS и TLS-сертификаты, нахально мешает локальный антивирус – очень распространена. Даже на корпоративных системах профильных компаний. Антивирус перехватывает TLS-соединение в HTTPS, подставляет свой сертификат, сгенерированный под запрос, а реальный сертификат сервера – пользователь не может увидеть совсем. (Оно, конечно, должно бы быть понятно, что такой подход полностью уничтожает весь смысл TLS в вебе, особенно, если это применяется к браузеру на локальном рабочем месте, поскольку вся валидация отдаётся на откуп антивирусу, а специально подготовленный кривой ответ сервера – может сломать сразу локальный антивирус, исполняемый с максимальными правами, и даже не браузер, но это – другая история, и тут уж ничего не поделать, видимо.)

Схема, применяемая на бэкенде Anthropic, – согласно описанию, данному Claude, – несколько другая, но очень похожа: TLS-прокси подменяет всё подряд, и выдаёт сертификаты даже для заведомо несуществующих DNS-имён, под которыми нет никаких веб-узлов (имеется в виду имя в поле SNI). Насколько это оправданно? Опять же, сложно сказать. Зависит от целей. С одной стороны, это полностью искажает сетевую реальность и сводит к нулю ценность такой среды, в которой, тем не менее, LLM-система что-то запускает и пытается использовать результат, растрачивая немалые вычислительные ресурсы. С другой стороны, система вынуждена “искать обходные пути”, и успешно находит их, – это потом можно представить в газетах как “взлом”, обход “ограничений безопасности” и “выход из песочницы”.

Что же касается сертификатов, то, согласно описанию от Claude, они были получены из логов Certificate Transparency (при помощи ловкого обходного запроса к сервису ssllabs.com – чтобы получить отпечатки). Это совсем не то, что требовалось, но, в данном конкретном случае, оказалось даже несколько лучше (опять же, это вовсе не про “ИИ нашёл лучшее решение” – нет, ИИ-сервис, вынужденный бороться с “песочницей”, случайно достал из CT-логов то, что показалось занятным).