dxdt.blog: занимательный интернет-журнал

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.

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).

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.

Кстати, насчёт “быстрых” TLS-сертификатов для IP-адресов, которые подходят для веб-сайтов без доменных имён. Я уже некоторое время тестирую схему с таким сертификатом на сайте под IP-адресом https://185.39.19.199/.

Напишу, как там что настроено (это виртуальная машина, понятно). ОС Debian 13, веб-сервер – nginx 1.26.3, из пакетов Debian; я установил актуальную версию 5.6.0 утилиты certbot из snap (предварительно поставив snap, конечно) и настроил профиль аккаунта с использованием директории web-root, которую обслуживает nginx для хоста по умолчанию. Поскольку нужно принимать и обрабатывать HTTP по IP-адресу, в nginx я настроил единственный блок server для произвольных имён (default_server на 80 и 443, кроме того, на всякий случай, заведомо недоступный “_” в server_name). Пути к сертификату и ключу – указывают туда, где ссылки на них выкладывает certbot: /etc/letsencrypt/live/185.39.19.199/fullchain.pem.

Сама утлита certbot запускается по таймеру Systemd, а чтобы nginx подхватывал новый сертификат после его выпуска, я добавил в /etc/letsencrypt/renewal/185.39.19.199.conf строку “renew_hook = systemctl restart nginx”, блок “[renewalparams]”.

Собственно, это всё: такая конфигурация работает, а новые сертификаты выпускаются автоматом до истечения действующего. (Один из старых сертификатов я даже отозвал, в порядке эксперимента, указав причину отзыва superseded – это сработало, но выяснилось, что, судя по CRL, практически никто при отзыве не указывает код причины.)

Да, кроме IP-адреса я ещё завёл на тот же сервер доменное имя вида 185.39.19.199.zone, чтобы протестировать заказ сертификатов для “смешанных” имён: и IP-адрес, и DNS-имя. Это тоже работает – можете проверить по составу TLS-сертификата:

DNS Name: 185.39.19.199.zone
IP Address: 185.39.19.199 

Схема та же, как и с IP-адресом, но первоначально нужно указать при вызове certbot доменное имя при помощи опции -d (дополнительно к IP-адресу). Проверка DCV будет выполнена и для IP-адреса, и для доменного имени, а сертификат выпустится с двумя именами в блоке SAN.

На днях я писал о том, что сейчас нетрудно сделать веб-сайт без доменного имени, а прямо под IP-адресом (v4), но с доверенным HTTPS для коробочного браузера. В качестве примера – сделал точно такой веб-сайт, с сертификатом от Let’s Encrypt: https://185.39.19.199/ – можно зайти браузером и убедиться, что всё работает. Надо заметить, что TLS-сертификаты для IP-адресов можно было получать в доверенных, хорошо известных УЦ и раньше, это, конечно, не в Let’s Encrypt придумали – но вот только раньше выпуск такого сертификата был сопряжён с существенными дополнительными административными трудностями, а Let’s Encrypt позволяет этих трудностей избежать совсем.

Посмотрим подробнее на сам TLS-сертификат, который сейчас установлен на сервере под указанным выше IP-адресом. Исходный файл сертификата можно получить с сервера – он и так передаётся при каждом TLS-соединении, а здесь – будет текстовая распечатка, полученная при помощи OpenSSL. Так как полная распечатка довольно длинная, а разделю её на части, которые подробно прокомментирую, попутно рассказав, на что это всё влияет.

Certificate:
    Data:
        Version: 3 (0x2)
        Serial Number:
            06:7e:8d:e7:b0:8a:13:8c:23:da:d4:f1:43:e6:de:24:02:f6
        Signature Algorithm: ecdsa-with-SHA384
        Issuer: C = US, O = Let's Encrypt, CN = YE1
        Validity
            Not Before: Apr 26 13:18:14 2026 GMT
            Not After : May  3 05:18:13 2026 GMT
        Subject: 

Здесь указаны самые, наверное, очевидные поля: версия формата (3 – сейчас это типовой вариант); серийный номер; алгоритм подписи – ECDSA, см. ниже; название подписавшего сертификат УЦ (Issuer); период валидности.

Обратите внимание – в сертификате отсутствует поле Subject. Это весьма важный момент, довольно свежий. Сейчас в TLS-сертификатах (для веба) в качестве носителя имён и адресов TLS-узла выступает другое поле – SAN (Subject Alternative Name). Поле Subject может присутствовать в сертификате, но, например, браузеры имена из этого поля игнорируют, если нет соотвествующего имени в SAN. В случае же этого сертификата от Let’s Encrypt, как мы видим, нет самого содержимого поля Subject. Это, в частности, означает, что если в каких-то скриптах (скажем, для мониторинга) это поле используется для определения принадлежности сертификата, то с современными TLS-сертификатами (для веба) скрипт правильно работать не будет. Такие скрипты нужно обновлять – см. ниже.

Вот типичный пример вызова OpenSSL в shell-скрипте, который пытается проверить имя в сертификате по Subject:

openssl x509 -in 185-39-19-199.pem -subject -noout -nameopt multiline \
| awk -F' = ' '/commonName/ {print $2}'

Для старого формата сертификатов (например, как сейчас установлен на dxdt.blog) – этот вызов выведет имя из поля “commonName” в Subject, то есть, для dxdt.blog – напечатает dxdt.blog. Однако в случае с новыми сертификатами – фрагмент не напечатает ничего, но, при этом, обработанный сертификат будет валидным и вполне себе корректным. То есть, полагаться на Subject больше нельзя – нужно заменять вызовы утилит на обработку поля SAN. Это несколько сложнее, но вполне реализуемо.

Для извлечения имён из SAN при помощи OpenSSL (утилита x509) нужно указать опцию -ext subjectAltName. Выдача openssl x509 в этом случае состоит из списка, где тип элемента обозначен префиксом. DNS-имена OpenSSL выводит с префиксом “DNS”, а IP-адреса – “IP address” (это будет полезно для нашего сертификата). Пример:

openssl x509 -in 185-39-19-199.pem -noout -ext subjectAltName

Результат:

X509v3 Subject Alternative Name: critical
    DNS:185.39.19.199.zone, IP Address:185.39.19.199

Скрипт, понятно, усложняется – нужно парсить префиксы полей. Пример скриптового вызова с awk, для извлечения DNS-имени:

openssl x509 -in 185-39-19-199.pem -noout -ext subjectAltName \
| awk 'NR>1{split($0,A,",");for(k in A){split(A[k],B,":"); \
if(B[1]~/DNS/){print B[2]}}}'

Результат:

185.39.19.199.zone

Обратите внимание: 185.39.19.199.zone – это хостнейм, доменное имя, пусть оно и похоже на IP-адрес. Да, в данном сертификате присутствует и DNS-имя, и IP-адрес – это делает сертификат хорошим примером. В принципе, сервер доступен и под доменным адресом 185.39.19.199.zone, но основным мы тут считаем IP-адрес. Для выпуска сертификата на IP-адрес не требуется указание доменного имени. Но если имя нужно включить в сертификат, то это нетрдуно сделать при помощи того же certbot – просто указываем при вызове и доменное имя, и IP-адрес:

certbot certonly --preferred-profile shortlived \
-d 185.39.19.199.zone \
--ip-address 185.39.19.199 \
--webroot --webroot-path /var/www/html/

Вернёмся к распечатке исходного сертификата. Предыдущий блок закончился на пустом Subject. Смотрим дальше:

        Subject Public Key Info:
            Public Key Algorithm: id-ecPublicKey
                Public-Key: (256 bit)
                pub:
                    04:ea:98:84:aa:0e:d5:2b:0f:5a:00:6b:bc:17:df:
                    33:91:86:e5:f8:b6:cb:e8:f0:7b:48:f0:5f:bf:8c:
                    04:57:9e:7f:ee:66:a8:09:7a:31:f3:11:d5:2f:90:
                    67:01:af:04:cc:45:52:56:5d:18:73:bf:1c:d5:6d:
                    f9:f7:44:6e:5d
                ASN1 OID: prime256v1
                NIST CURVE: P-256

Это открытый ключ. В сертификате указан открытый ключ для ECDSA на кривой P-256. Это, опять же, типовой сейчас вариант, ничего необычного.

        X509v3 extensions:
            X509v3 Key Usage: critical
                Digital Signature
            X509v3 Extended Key Usage: 
                TLS Web Server Authentication
            X509v3 Basic Constraints: critical
                CA:FALSE
            X509v3 Authority Key Identifier: 
                BB:20:CA:47:0B:FE:D7:E5:9C:F9:8F:09:2A:A3:8C:37:45:B1:BC:D8
            Authority Information Access: 
                CA Issuers - URI:http://ye1.i.lencr.org/

Далее идут так называемые “расширения” (extensions). Key Usage и Extended Key Usage – обозначают допустимое использование открытого ключа из сертификата. Сейчас, в случае TLS-сертификатов для веба, перечень флагов, указываемых в этих полях Удостоверяющим Центром (УЦ), сильно сократили: здесь есть только Digital Signature (цифровая подпись) в основном поле Key Usage и TLS Web Server Authentication (аутентификация TLS-сервера для веба) – в дополнительном Extended Key Usage. И всё – это, опять же, нововведение: тут нт ни клиентской аутентификации, ни “шифрования ключа” или “ключевого обмена”, ни чего-то ещё подобного.

CA:FALSE в Basic Constraints – ключ из сертификата не может быть использован в качестве доверенного для проверки подписи на других сертификатах (это если строго; простыми словами говорят, что “это не сертификат ключа УЦ”).

Authority Key Identifier – идентификатор ключа для проверки подписи; это, вообще говоря, историческое поле, которое предназначено для “быстрого поиска” ключа проверки подписи на сертификате, но, понятно, без самого ключа не имеет смысла.

Authority Information Access – указание на точки раздачи файлов с информацией об удостоверяющем центре. В данном случае, указана только точка раздачи по HTTP сертификата ключа УЦ – CA Issuers.

Далее идёт поле SAN, с именами и адресами, которое мы упоминали выше:

            X509v3 Subject Alternative Name: critical
                DNS:185.39.19.199.zone, IP Address:185.39.19.199

Указано одно доменное имя (DNS) и один IP-адрес (IP Address). Ещё раз напомню, что могли быть и только IP-адреса, причём, разных версий – v4, v6. Современные барузеры в процессе валидации сопоставляют имена или адреса из поля SAN, не из Subject. Например, при подключении по IP-адресу 185.39.19.199, браузер проверит, что в TLS-сертификате указан именно этот адрес в поле SAN.

Интересен вопрос контекста: что использует браузер – IP-адрес или доменное имя? В сертификате могут быть указаны оба этих артефакта, но браузер при валидации использует тот, который пользователь ввёл при вызове. То есть, если обращение по имени хоста, то сранивается имя хоста, если по IP-адресу напрямую, то сравнивается IP-адрес. Понятно, что почти всякое HTTP-обращение, в стетевом смысле, производится по IP-адресу. Я как-то (https://dxdt.blog/2025/04/15/15391/) писал о том, что, в теории, для случая хостнейма, тоже можно использовать и IP-адреса из сертификата, в качестве дополнительного фактора – совпал и домен, и IP-адрес. Но в современной практике веба это, скорее, излишняя перестарховка, сопряжённая с техническими сложностями, к тому же.

            X509v3 Certificate Policies: 
                Policy: 2.23.140.1.2.1
            X509v3 CRL Distribution Points: 
                Full Name:
                  URI:http://ye1.c.lencr.org/119.crl

Политики (Policies) – тут просто указан идентификатор политики УЦ, в рамках которой проводилась проверка права управления ресурсом (адресом, именем) и выпускался сертификат. Политики – это больше административный момент. Но, например, именно идентификатором политики определяются так называемые EV-сертификаты (Extended Validation), которые сейчас почти что утратили актуальность.

X509v3 CRL Distribution Points – точка раздачи CRL – списка отозванных сертификатов. В данном сертификате есть механизм проверки отзыва – это CRL. В принципе, для короткоживущих сертификатов от механизма отзыва собираются вообще отказаться, но тут адрес CRL все же указан (отчасти, потому что это сертификат для IP-адреса).

Хвост сертификата, с сокращениями:

            CT Precertificate SCTs: 
                Signed Certificate Timestamp:
                    Version   : v1 (0x0)
                    Log ID    : E3:23:8D:F2:8D:A2:88:E0:AA:E0:AC:F0:FA:90:C9:85:
                                F0:B6:BF:F5:D2:A5:27:B0:01:FC:1C:44:58:C4:B6:E8
                    Timestamp : Apr 26 14:16:45.523 2026 GMT
                    Extensions: 00:00:05:00:36:66:ED:17
                    Signature : ecdsa-with-SHA256
[...]
                Signed Certificate Timestamp:
                    Version   : v1 (0x0)
                    Log ID    : D1:6E:A9:A5:68:07:7E:66:35:A0:3F:37:A5:DD:BC:03:
                                A5:3C:41:12:14:D4:88:18:F5:E9:31:B3:23:CB:95:04
                    Timestamp : Apr 26 14:16:45.489 2026 GMT
                    Extensions: none
                    Signature : ecdsa-with-SHA256
[...]
    Signature Algorithm: ecdsa-with-SHA384
    Signature Value:
[...]

CT Precertificate SCTs – это подписанные метки времени, полученные для этого сертификата от операторов логов Certificate Transparency.

Далее – повторное указание на тип подписи в сертификате (ecdsa-with-SHA384). Это тип криптосистемы цифровой подписи, использованной УЦ. Тот же идентификатор уже встречался в начале сертификата – так сложилось исторически: идентификатор указывается в двух местах, хотя точно хватило бы и одного, в конце, где приводится сама подпись – Signature Value.

В продолжение предыдущей записки: можно ли вообще обойтись без доменного имени для веб-сайта? Можно, но это доставит некоторых дополнительных проблем, да и “игра” получается с другими правилами. В принципе, сейчас уже можно автоматом заказывать и выпускать TLS-сертификаты для IP-адресов от хорошо известного (доверенного в “коробочных” браузерах) УЦ – это сертификаты от Let’s Encrypt, на шесть дней валидности.

Наличие TLS-сертификата и выделенного IP-адреса позволяет поднять веб-сервер с доверенным TLS прямо по IP-адресу, без использования доменного имени. Вот, посмотрите, я сделал для примера – должно работать в любом распространённом веб-браузере:

185.39.19.199.

Этот URL – использует https, но указан просто IPv4-адрес, а не имя хоста/доменное имя. Сертификат я за несколько секунд выпустил при помощи утилиты certbot и профиля shortlived, всё при nginx в качестве веб-сервера, вот так:

certbot certonly \
--preferred-profile shortlived \
--ip-address 185.39.19.199 \
--webroot --webroot-path /var/www/html/

Да, конечно, нужен выделенный IP-адрес. На одном адресе, в такой схеме, может отвечать только один веб-ресурс (ну, если не использовать хитростей, напоминающих ECH). IP-адрес принадлежит тому или иному оператору, и оператор может его забрать, поменять, перенаправить трафик. Всё то же самое верно и при использовании доменного имени: с той лишь разницей, что, в случае доменного имени, поменять/забрать/перенаправить – касется и домена, и IP-адреса (адресов). Но при прямом использовании IP-адресации не нужна поддержка DNS для соединения с конкретным сайтом из браузера (тут речь именно про конкретный процесс из области веба, так-то, без DNS, не работает и IP тоже).

В принципе, не являясь оператором связи, блок IP-адресов можно приобрести в собственное управление, а потом разрешить анонсировать в Интернет тому или иному оператору, заведя нужные адреса на свой сервер, но вот только это сильно другая история, чем регистрация обычного доменного имени второго уровня; другая история – и технически, и административно, и финансово.

Понятно, что главная-то проблема с таким использованием IP-адресов – это то, что пользователю сложно запомнить обычный адрес. А адресов вида 1.1.1.1 или 8.8.8.8 – очень мало по определению. Кроме того, наверняка будут проблемы с ПО для веба, которое ПО может быть заточено под имена хостов. (Точно будут проблемы с почтовым ПО, но это не веб.)

И всё же, хотя бы возможность простого выпуска TLS-сертификатов для IP-адресов может тут оказаться полезной.

(Но я пока что не планирую переводить dxdt.blog на “чистую” IP-адресацию. Хотя, кто знает.)

Из Cloudflare пишут, что график полного перехода на постквантовые криптосистемы – сдвигается ближе: конкретно в Cloudflare планируют на 2029 год (это через три года). Напомню, что сейчас уже основная часть TLS-трафика в вебе защищена с использованием криптосистем обмена сеансовыми ключами с постквантовой стойкостью (ML-KEM, прежде всего). Но это симметричные ключи, для шифров. При полной же замене – речь идёт о защите схем аутентификации узлов. На этом направлении пока ничего в вебе не внедрено массово.

Конечно, в том же официальном блоге публиковали некоторые сомнительные заявления и про “успешный” “вайб-кодинг” сервера Matrix, поэтому приходится к указанным датам относиться с особенной осторожностью, пусть это и Cloudflare. С другой стороны, в области постквантовой криптографии ситуация сейчас более строгая – заявления ближе к реальности.

Самое интересное в озвученных планах, что на середину 2027 года (следующий год) запланирована защита постквантовыми криптосистемами цепочки аутентификации для подключающихся клиентов – это, как указано, сертификаты на хеш-деревьях (с ML-DSA, скорее всего). (MID 2027: PQ authentication support for visitor → Cloudflare connections using Merkle Tree Certificates.)

В Google недавно намекали на то, что поддержка постквантовых криптосистем подписи для TLS и X.509-сертификатов появится в Chrome/Chromium уже к концу 2026 года. И в это можно поверить, потому что сами технические средства в виде программного кода и описаний структур – довольно давно готовы, а полная реализация имеющимися средствами конкретно для TLS-сертификатов неоднократно продемонстрирована на практике.

И тут, конечно, напрашивается следующее наблюдение: переход на криптосистемы и на сертификаты нового типа на стороне крупнейших провайдеров, на стороне самых распространённых браузеров – тут же “превращает в тыкву” все имеющиеся подходы на стороне УЦ для веба.

Ну, то есть, продолжать использовать RSA, – которая станет, что называется, дважды нерекомендуемой, – это будет выглядеть странно, прежде всего, с точки зрения “соответствия современным реалиям”. Примерно то же – произойдёт и с ECDSA разных видов (в том числе, заметьте, сюда относится и современная ГОСТ-подпись). И всё это вовсе и не зависит от реального появления квантовых компьютеров подходящей разрядности (тут-то, как раз, верится с трудом, что появится в столь близком будущем). Однако прикладная криптография – должна учитывать теоретические реалии и общий алгоритмический фон, а не только лишь практические достижения: это так хотя бы потому, что для той же RSA нет строго доказательства стойкости, а есть лишь некий консенсус, некое представление о том, что в каких-то моделях – криптосистема стойкая. Но если в состав моделей включить алгоритм Шора и модели квантовой механики, то окажется, что нет – уже не стойкая RSA.

Что вообще нужно для перехода на постквантовые криптосистемы в этом технологическом контексте? Понятно, что веб-TLS здесь является локомотивом. Понятно, что нужна подержка на серверной стороне – а это обещает и Cloudflare, и Google (другие, начиная с Microsoft, скоро подтянутся – не сомневайтесь). Понятно, нужна поддержка в браузере – это обещает, на это намекает Google (вообще, тут – именно обещает, потому что эксперимент Cloudflare и Google по вндрению сертификатов на хеш-деревьях – уже идёт). Остаётся поддержка на стороне УЦ, да. Но и Cloudflare, и Google – это УЦ: и “фактически”, и “практически”.

Да, нужна поддержка на стороне обычных серверов, в виде утилит для выпуска ключей и запросов на сертификаты всеми желающими. То есть, обычный сейчас вариант с ECDSA или RSA – не подходит: эти криптосистемы не обладают постквантовой стойкостью, теряется смысл даже в том случае, если УЦ подписывает постквантовой криптосистемой. Вручную же ключи генерировать могут не все, а тем более – использовать в веб-сервере. Нужны автоматические утилиты. Однако, распространение ACME-автоматизации – certbot и пр. – позволяет процесс автоматизировать и тут, сведя весь переход к обновлению версий системных библиотек и скриптов для заказа сертификатов через ACME. И веб-сервер придётся обновить, конечно.

В общем, не выглядит неральным, но посмотрим.

В продолжение записки о том, что появится новый тип УЦ (Удостоверяющих Центров) для выпуска TLS-сертификатов, базирующихся на хеш-деревьях (деревьях Меркла). Речь в этой заметке не про технические детали (про них, возможно, будет отдельно в другой заметке), а про изменение технологических и административных процессов в работе УЦ, которые с новым подходом связаны. Сейчас пока что всё существует в виде тестов и черновиков RFC, но можно ожидать быстрого перехода УЦ на описанную схему. Примерно так же, как было с внедрением обязательных SCT-меток (от логов Cetrificate Transparency) в сертификаты: браузеры начинают верить только в сертификаты с правильными SCT-метками – УЦ для веба вынуждены подстроиться.

Новая схема работы радикально переиначивает логику деятельности УЦ. Дело в том, что полностью меняется фундаментальный процесс: УЦ должны вести собственный лог выпуска сертификатов, который лог становится необходимым источником сертификатов. Да, именно так. Потому что сертификаты, в новой схеме, образуются в результате корректного ведения лога. Это весьма существенное изменение: фактически, то, что сейчас реализуется Certificate Transparency, заносится внутрь УЦ и становится строго первичным, фундаментальным процессом.

Сейчас набор технологий и сервисов, который называется Certificate Transparency, реализуется внешним, относительно деятельности УЦ по выпуску сертификатов, образом. В новом варианте, при штатной работе, УЦ не сможет выпустить сертификат, не внеся прежде соответствующие записи в свой лог сертификатов и не получив на этих изменениях подписей от третьих сторон – эти третьи стороны выступают гарантами всего процесса, их подписи – необходимы для валидации сертификата.

Собственный лог УЦ как раз и ведётся в форме хеш-дерева. В сертификат нового типа обязательно должны быть добавлены артефакты из лога (доказательство включения в дерево), что и ставит внесение записей в лог выше процесса выпуска сертификата.

Да, сейчас УЦ должны получать SCT-метки с подписями логов Certificate Transparency (CT), чтобы внести эти метки в сертификат. То есть, процесс выпуска сертификата уже завязан на те или иные CT-логи, что, конечно, делает его похожим на предлагаемый новый вариант. Однако в новом варианте есть целых три существенных отличия:
1) УЦ обязательно ведёт свой лог, который необходим для формирования сертификатов (но это не отменяет других логов);
2) вводится два типа сертификатов, и даже в “полный” сертификат включаются сведения из лога, с подписями нескольких строн, а не просто подпись УЦ на конкретных данных (как сейчас);
3) основной метод оптимизации – сертификаты без подписи, которые содержат только доказательства включения в лог.

И вот главное из этих трёх нововведений – это сертификаты без подписи (“бесподписные”).

Почему весь смысл в сертификатах без подписи? Потому что только такие сертификаты позволяют отказаться от больших подписей криптосистем с постквантовой стойкостью. В этом смысл оптимизации. Да, тут нетрудно заметить ещё один занятный момент: речь про ML-DSA, а там, действительно, подпись занимает несколько килобайтов; казалось бы, и квантовые компьютеры выглядят теоретическим построением, и никто не доказал, что большой размер подписи является необходимым условием постквантовой стойкости – тем не менее, именно многокилобайтные подписи оказываются существенным фактором внедрения сертификатов без подписи и новой схемы работы УЦ. Впрочем, необходимо отметить и то, что схема с хеш-деревьями позволяет существенно экономить трафик уже и для RSA-подписей (с разрядностью 4096 бит и больше).

Чтобы работать с сертификатами без подписи, чтобы валидировать их, нужны свежие копии узлов доверенных деревьев (поддеревьев, если точнее), которые покрывают эти сертификаты. То есть, получается, что валидирующая сторона (браузер, предположим) будет достаточно часто скачивать обновления деревьев для валидации сертификатов. И если обновление получить не удалось, то сертификат без подписи будет считаться невалидным. Но, естественно, можно использовать “полный сертификат”. (Тут ещё есть отдельная история про то, как с новой схемой соотносится отзыв сертификатов, но её оставим для другой записки.)

Узел, запрашивающий выпуск нового сертификата у УЦ, может получить практически сразу же “полный сертификат” и, с некоторой задержкой, оптимизированный сертификат без подписей. Соответственно, TLS-сервер, при установлении TLS-соединения, мог бы выбирать, какой сертификат отправить клиенту, в зависимости от сигналов в начальном сообщении клиента. В TLS планируется добавить расширения, которые позволят информировать сервер о списке доверенных состояний деревьев (логов), которые известны клиенту. Так что, если сервер видит, что клиент не сможет валидировать оптимизированный сертификат (без подписей), то сервер присылает полный сертификат.

Понятно, что если сертификат полный, то нет ни экономии трафика, ни экономии вычислительных затрат на проверку подписей – то есть, довольно сомнительная затея: поэтому, конечно, основной расчёт на то, что большинство клиентов (веб-браузеры) будут оперативно обновлять списки доверия, скачивая их из каких-то точек раздачи, и принимать “бесподписные” сертификаты при соединении с веб-узлами. Получаем привязку к новой технологии и её провайдерам, в форме токенов доступа: если ваш клиент вдруг отстал от обновления дереьвев, то, как минимум, приходят “медленные” большие сертификаты, а как максимум – невозможно штатно заходить на веб-сайты и подключаться к TLS-узлам, потому что они все перешли исключительно на “бесподписные” сертификаты, в целях оптимизации. Если сейчас нужная для валидации информация, кроме статуса отзыва, есть в самом сертификате, то с “бесподписными” сертификатами – это окажется совсем не так.

То есть, в схеме с хеш-деревом и “бесподписными” сертификатами нужно регулярно скачивать обновления хеш-дерева. Заметьте, кстати, что TLS-расширение с поддерживаемым списком – может использоваться для профилирования и распознавания клиентского ПО по составу трафика. Хуже того, если забанят доступ к точкам раздачи обновлений хеш-деревьев, то перестанут работать веб-сайты с “бесподписными” сертификатами, и обойтись отключением “онлайн-проверки” статуса, как в случае с OCSP, уже не выйдет.

В Google планируют уже в следующем году начать строить в браузере новую инфраструктуру УЦ для TLS, используя схему с доказательствами на деревьях Меркла (хеш-деревьях) в оконечных сертификатах.

Это, технически, совсем другая история, по сравнению с действующими сейчас способами выпуска и публикации TLS-сертификатов. Доказательства принадлежности к дереву используются вместо подписи в сертификате. Это, фактически, перенос технических идей Certificate Transparency внутрь самих сертификатов. Я писал об этом новом подходе не так давно. С одной стороны – довольно интересная, изящная технология. С другой стороны – тут просматривается ещё большая технологическая привязка к тому же Google (потому что нужен будет совместимый TLS-стек в браузере, а реализовать такие технологии независимо – мало кому сейчас по силам; посмотрите хоть бы на внедрение ACME: там практически везде “готовые библиотеки/скрипты”, на обоих концах, что называется – мало кто понимает, как работает, но все используют и встраивают в свои системы на правах “чёрного ящика”). Но интересно, факт.

Основное обоснование для внедрения этой новой схемы – использование криптосистем электронной подписи с заявленной постквантовой стойкостью: в таких криптосистемах, обычно, очень длинные подписи (это, естественно, не является обязательным требованием для постквантовой стойкости, но реальность такова – сейчас предлагаются очень длинные и ключи, и подписи). Использование доказательств включения в хеш-дерево вместо подписи – сильно сокращает количество байтов, нужное для записи: доказательства строятся на хеш-функциях, а их выдача достаточно короткая.

В сообщении Google (по ссылке выше) есть ещё интересный момент: там пишут, что к концу этого года ожидают (возможно, в Chrome/Chromium) поддержку X.509-сертификатов с “обычными” “постквантовыми подписями” для непубличных PKI (для УЦ, которые не входят в “коробочный” список доверия браузера). То есть, в браузере может появиться поддержка криптосистем подписи с постквантовой стойкостью в сертификатах. Это довольно занятно, так как позволит использовать такие сертификаты хоть в каких-то браузерах. (Но это ещё нужно посмотреть, что там реально будет.)

C доверенными TLS-сертификатами для IP-адресов связан интересный аспект, касающийся проверки права управления адресом. Так как через DNS проверять право управления IP-адресом нельзя, то проверка проводится путём отправки запроса и получения ответа непосредственно и только по IP-адресу, для которого запрашивается сертификат. Конечно, нельзя забывать, что в IP-сетях всегда фактический обмен данными происходит по IP-адресам. Вот только, в зависимости от схемы проверки, разными могут быть и задействованные адреса, и физические узлы, которые адресам соответствуют. Но в схеме с подтверждением IP-адреса – адрес один, по определению. При этом свойство сети таково, что по заданному IP-адресу может ответить практически любой промежуточный узел – то есть, вовсе не тот узел, которому, как ожидается, предназначен пакет с запросом. В Интернете промежуточные узлы есть почти всегда, обычно – их много.

Это означает, что пройти проверку и получить доверенный сертификат для IP-адреса может любой промежуточный узел. Пример. Пусть проверка права управления происходит по HTTP. Проверяющий сервис направляет HTTP-запрос по IP-адресу, который указан в запросе на выпуск сертификата. Но этот HTTP-запрос обрабатывается на каком-то транзитном, промежуточном узле и этот же узел отправляет нужный ответ. Откуда узел узнал нужный ответ? Ну, например, сертификат для подмены IP-адреса был запрошен этим же узлом (возможны варианты: не обязательно заказывать сертификат с того же узла, который будет делать подмену).

Тут необходимо учитывать, что сам трафик, между двумя узлами, но в обе разные стороны, может ходить разными маршрутами. Однако промежуточный узел может отправить ответы и от себя – это уже технические детали подключения. При этом промежуточный узел даже может все прочие запросы – транслировать прозрачно на сторону настоящего узла.

Таким образом, получается, это промежуточный узел прошёл проверку и получил доверенный сертификат для другого, с административной точки зрения, IP-адреса. Заметьте, что статус промежуточного узла вовсе не означает, что этот узел как-то связан с администрацией блока адресов, к которому относится “настоящий” IP (может быть связан, но это не является строгим требованием).

Естественно, нетрудно заметить, что при HTTP-проверке промежуточный узел точно так же может подтвердить право управления и для DNS-имени, перехватив HTTP. Запросы всё равно ведь отправляются по IP-сети. Так что, если промежуточный узел умеет перехватывать HTTP-трафик, адресованный IP-узлу под проверяемым DNS-именем, то схема подмены не будет отличаться. Более того, сертификат по такой схеме будет получен для доменного имени, а это означает, что перехватывать трафик в дальнейшем, используя подменный сертификат, можно уже с другими IP-адресами. Перехват же с “IP-адресным” сертификатом – потребует продолжения подмены/перехвата части IP-маршута. Другое дело, что так как для поиска IP-адреса в случае HTTP-проверки для DNS-имени УЦ должен использовать DNS, то есть слабая надежда на то, что можно воспользоваться дополнительными мерами защиты: например, CAA-записью.

А вот проверка через DNS, то есть, с размещением кода подтверждения в DNS, – отличается. Здесь перехватывать и подменять уже нужно DNS-ответы, а они, скорее всего, проходят через другие промежуточные узлы. В идеале, для доставки кодов подтверждения через DNS используется несколько совсем разных маршрутов. Более того, если используется DNSSEC, то такая подмена DNS вообще не сработает.

Поэтому “проверка по IP”, в каком-то смысле, играет по собственным правилам, иногда оказываясь довольно слабой.