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Ce blog n'a d'autre prétention que de me permettre de mettre à la disposition de tous des petits textes que j'écris. On y parle surtout d'informatique mais d'autres sujets apparaissent parfois.


RFC 8193: Information Model for Large-Scale Measurement Platforms (LMAPs)

Date de publication du RFC : Août 2017
Auteur(s) du RFC : T. Burbridge, P. Eardley (BT), M. Bagnulo (Universidad Carlos III de Madrid), J. Schoenwaelder (Jacobs University Bremen)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF lmap
Première rédaction de cet article le 22 août 2017


Ce RFC est l'un de ceux du groupe de travail IETF nommé LMAP, pour « Large-Scale Measurement Platforms ». Ce groupe développe des normes pour les systèmes de mesure à grande échelle, ceux où des centaines ou des milliers de sondes quantifient l'Internet. Il décrit le modèle de données utilisé.

Le projet LMAP est décrit dans les RFC 7536 (qui explique à quoi sert LMAP, avec deux exemples concrets) et RFC 7594 (qui normalise le vocabulaire et le cadre général). Pour résumer très vite, LMAP prévoit un Measurement Agent (la sonde) qui parle à un contrôleur, qui lui dit quoi faire, et à un collecteur, qui ramasse les données. Ce nouveau RFC décrit le modèle de données abstrait utilisé dans ces deux communications.

Rappelons que, dans le cadre défini pour LMAP, chaque MA (Measurement Agent) parle à un et un seul contrôleur, qui lui dit ce qu'il doit mesurer. (LMAP sépare le rôle du contrôleur et du collecteur, rôles que beaucoup de systèmes déployés fusionnent.) Il y a donc trois protocoles en jeu, le protocole de contrôle, entre le contrôleur et les MA, le protocole de collecte, entre les collecteurs et les MA, et enfin les protocoles utilisés dans les tests (ICMP ECHO, par exemple, mais aussi HTTP, DNS…) Enfin, il y a aussi la configuration nécessaire dans tous ces équipements. Tous ces points peuvent faire l'objet d'un travail de normalisation, mais ce RFC 8193 présente uniquement un modèle de données adapté au protocole de collecte et au protocole de contrôle.

La notion de modèle de données est expliquée dans le RFC 3444. En gros, il s'agit d'un modèle abstrait (très abstrait) décrivant quel genre de données sont échangées. Il peut se formaliser de manière un peu plus concrète par la suite, par exemple en utilisant le langage YANG (c'est justement ce que fait le RFC d'accompagnement, le RFC 8194). Un tel modèle sert à guider la normalisation, à faciliter la traduction d'un protocole dans un autre s'ils utilisent le même modèle de données, et à définir les données que doit mesurer et conserver le MA.

Le modèle défini ici utilise une notation formelle, utilisant des types de données classiques en programmation (section 2 du RFC) : int (un entier), boolean (une valeur logique), string, mais aussi des types plus riches comme datetime ou uri.

Le modèle lui-même est dans la section 3 du RFC. Je rappelle qu'il suit le cadre du RFC 7594. Il a six parties :

  • Informations de pré-configuration du MA (celle qui est faite en usine),
  • Informations de configuration du MA,
  • Instructions reçues par le MA (« envoie telle requête DNS à tel serveur, de telle heure à telle heure »),
  • Journal du MA, avec des événements comme le redémarrage de la sonde,
  • État général du MA (« je sais faire des tests IPv6 »),
  • Et bien sûr, le résultat des mesures, ce qui est l'information la plus importante.

Le MA peut également avoir d'autres informations, par exemple des détails sur son type de connectivité.

Pour donner des exemples concrets, je vais souvent citer les sondes RIPE Atlas, même si ce système, conçu avant le RFC, ne suis pas exactement ce modèle. C'est sans doute l'un des plus grands, voire le plus grand réseau de points de mesure dans le monde, avec près de 10 000 sondes connectées. Par exemple, pour la configuration, les informations de pré-configuration d'une sonde Atlas comprennent une adresse MAC et un identificateur, qu'on peut voir sur la sonde : atlas-mac-id.jpg

Les sondes sont également pré-configurées avec le nom du contrôleur (qui sert également de collecteur). Elles acquièrent le reste de leur configuration par DHCP et SLAAC. Regardons par exemple la sonde d'identificateur #21660, installée à Cochabamba, on voit les adresses IP obtenues : sonde-atlas-21660.png

Les sondes Atlas disposent également d'étiquettes (tags) décrivant plus précisement certaines de leurs caractéristiques. Certaines des étiquettes sont attribuées manuellement par leur propriétaire (en bleu sur l'image ci-dessous), d'autres, qui peuvent être déterminées automatiquement, sont mises par le système (en vert sur l'image), et rentrent donc dans le cadre de la partie « état général de la sonde » du modèle : sonde-atlas-21660-tags.png

Les classes utilisées dans le modèle sont, entre autres :

  • Les agendas (schedules) qui indiquent quelle tâche doit être accomplie,
  • Les canaux de communication (channels),
  • les configurations (task configurations),
  • Les évenements (events), qui détaillent le moment où une tâche doit être exécutée.

Première partie, la pré-configuration (section 3.1). On y trouve les informations dont le MA aura besoin pour accomplir sa mission. Au minimum, il y aura un identificateur (par exemple l'adresse MAC), les coordonnées de son contrôleur (par exemple un nom de domaine, mais le RFC ne cite que le cas où ces coordonnées sont un URL, pour les protocoles de contrôle de type REST), peut-être des moyens d'authentification (comme le certificat de l'AC qui signera le certificat du contrôleur). URL et moyens d'authentification, ensemble, forment un canal de communication.

Dans le langage formel de ce modèle, cela fait :


     object {
         [uuid                ma-preconfig-agent-id;]
          ma-task-obj         ma-preconfig-control-tasks<1..*>;
          ma-channel-obj      ma-preconfig-control-channels<1..*>;
          ma-schedule-obj     ma-preconfig-control-schedules<1..*>;
         [uri                 ma-preconfig-device-id;]
          credentials         ma-preconfig-credentials;
     } ma-preconfig-obj;     

    

Cela se lit ainsi : l'information de pré-configuration (type ma-preconfig-obj) comprend divers attributs dont un identificateur (qui est un UUID, on a vu que les Atlas utilisaient un autre type d'identificateurs), des canaux de communication avec le contrôleur, et des lettres de créance à présenter pour s'authentifier. Notez que l'identificateur et ces lettres de créance sont optionnels (entre crochets).

Vous avez compris le principe ? On peut passer à la suite plus rapidement (je ne vais pas répéter les déclarations formelles, voyez le RFC). La configuration (section 3.2) stocke les informations volatiles (la pré-configuration étant consacrée aux informations plus stables, typiquement stockées sur une mémoire permanente).

Les instructions (section 3.3) sont les tâches que va accomplir la sonde, ainsi que l'agenda d'exécution, et bien sûr les canaux utilisé pour transmettre les résultats. La journalisation (section 3.4) permet d'enregistrer les problèmes (« mon résolveur DNS ne marche plus ») ou les évenements (« le courant a été coupé »).

Il ne sert évidemment à rien de faire des mesures si on ne transmet pas le résultat. D'où la section 3.6, sur la transmission des résultats de mesure au collecteur. La communication se fait via les canaux décrits en section 3.8.

Une dernière photo, pour clore cet article, une sonde RIPE Atlas en fonctionnement, et une autre sonde, la SamKnows : atlas-et-samknows.jpg


Téléchargez le RFC 8193


L'article seul

jq, traiter du JSON en ligne de commande

Première rédaction de cet article le 9 août 2017


Aujourd'hui, énormément de données sont distribuées dans le format JSON. La simplicité de ce format, normalisé dans le RFC 7159, et bien sûr son utilisation dans JavaScript expliquent ce succès. Pour le transport de données (celui du texte est une autre histoire), JSON a largement remplacé XML. Il existe donc des bibliothèques pour traiter le JSON dans tous les langages de programmation. Mais si on veut une solution plus simple, permettant de traiter du JSON depuis la ligne de commande ? C'est là qu'intervient jq, qui permet à la fois de faire des opérations simples en ligne de commande sur des données JSON, et de programmer des opérations complexes, si nécessaires.

jq est parfois présenté comme « l'équivalent de sed pour JSON ». Ce n'est pas faux, puisqu'il permet en effet des opérations simples depuis la ligne de commande. Mais c'est assez court, comme description : jq est bien plus que cela, il inclut même un langage de programmation complet.

Commençons par quelques exemples simples. On va utiliser le JSON produit en utilisant l'outil madonctl pour récupérer des messages (les pouètes) envoyées sur Mastodon. Si je fais :

%  madonctl --output json timeline :afnic
[{"id":3221183,"uri":"tag:mastodon.social,2017-07-20:objectId=13220936:objectType=Status","url":"https://mastodon.soc
ial/users/afnic/updates/3830115","account":{"id":37388,"username":"afnic","acct":"afnic@mastodon.social","display_nam
e":"Afnic","note":"\u003cp\u003eLe registre des noms de domaine en .fr\u003cbr\u003eRdv sur \u003ca href=\"http://www
.afnic.fr/\" rel=\"nofollow noopener\" target=\"_blank\"\u003e   ...
    

J'ai récupéré les pouètes qui parlent de l'AFNIC, sous forme d'une seule ligne de JSON, peu lisible. Alors qu'avec jq :

%  madonctl --output json timeline :afnic | jq . 
[
  {
    "id": 3221183,
    "uri": "tag:mastodon.social,2017-07-20:objectId=13220936:objectType=Status",
    "url": "https://mastodon.social/users/afnic/updates/3830115",
    "account": {
      "id": 37388,
      "username": "afnic",
      "acct": "afnic@mastodon.social",
      "display_name": "Afnic",
      "note": "<p>Le registre des noms de domaine en .fr<br>Rdv sur <a href=\"http://www.afnic.fr/\" rel=\"nofollow n
oopener\" target=\"_blank\"><span class=\"invisible\">http://www.</span><span class=\"\">afnic.fr/</span><span class=
\"invisible\"></span></a></p>",
      "url": "https://mastodon.social/@afnic",

    

J'ai au contraire du beau JSON bien lisible. C'est la première utilisation de jq pour beaucoup d'utilisateurs, dans un monde où les services REST fabriquent en général du JSON très compact (peut-être pour gagner quelques octets), jq peut servir de pretty-printer.

Le point après la commande jq est un filtre. jq fonctionne par enchainement de filtres et, par défaut, produit des données JSON joliment formatées. (Si, par contre, on ne veut pas de pretty-printing, on lance jq avec l'option --compact-output.)

Prenons un exemple où on veut sélectionner une seule information dans un fichier JSON. Mettons qu'on utilise RDAP (RFC 7482) pour trouver de l'information sur une adresse IP. RDAP produit du JSON :

% curl -s  http://rdap.db.ripe.net/ip/2001:1470:8000:53::44
{
  "handle" : "2001:1470:8000::/48",
  "startAddress" : "2001:1470:8000::/128",
  "endAddress" : "2001:1470:8000:ffff:ffff:ffff:ffff:ffff/128",
  "ipVersion" : "v6",
  "name" : "ARNES-IPv6-NET",
  "type" : "ASSIGNED",
  "country" : "SI",
...
    

Si on ne veut que le pays du titulaire d'un préfixe d'adresses IP, c'est simple avec jq, avec le filtre .country qui veut dire « le champ country de l'objet JSON (. étant le texte JSON de plus haut niveau, ici un objet) » :

% curl -s  http://rdap.db.ripe.net/ip/131.111.150.25 | jq .country
"GB"

% curl -s  http://rdap.db.ripe.net/ip/192.134.1.1 | jq .country
"FR"

On n'aurait pas pu utiliser les outils ligne de commande classiques comme grep ou sed car le format JSON n'est pas orienté ligne (et a trop de subtilités pour eux).

Et si on veut interroger son nœud Bitcoin pour connaitre à quel bloc il en est :

% bitcoin-cli getinfo | jq .blocks
478280

Cet exemple particulier n'est pas super-intéressant, on a déjà bitcoin-cli getblockcount mais cela montre bien qu'on peut utiliser jq très simplement, pour des tâches d'administration système.

Au passage, pour trouver le filtre à utiliser, il faut connaitre la structure du fichier JSON. On peut lire la documentation (dans l'exemple RDAP ci-dessus, c'est le RFC 7483) mais c'est parfois un peu compliqué alors que JSON, étant un format texte, fournit une solution plus simple : afficher le début du fichier JSON et repérer les choses qui nous intéressent. (Un format binaire comme CBOR, RFC 7049, ne permet pas cela.) Cette méthode peut sembler du bricolage, mais l'expérience prouve que les services REST n'ont pas toujours de documentation ou, lorsqu'ils en ont, elle est souvent fausse. Donc, savoir explorer du JSON est utile.

Notez que jq produit du JSON, donc les chaînes de caractères sont entre guillemets. Si on veut juste le texte, on utilise l'option --raw-output :

% curl -s  http://rdap.db.ripe.net/ip/2001:1470:8000:53::44 | jq --raw-output .country
SI
    

Et si on veut un membre d'un objet qui est lui-même un membre de l'objet de plus haut niveau ? On crée un filtre avec les deux clés :

%  echo '{"foo": {"zataz": null, "bar": 42}}' | jq .foo.bar
42
    

Un exemple réel d'un tel « double déréférencement » serait avec l'API de GitHub, ici pour afficher tous les messages de commit :

      
% curl -s https://api.github.com/repos/bortzmeyer/check-soa/commits | \
     jq --raw-output '.[].commit.message'
New rules for the Go linker (see <http://stackoverflow.com/questions/32468283/how-to-contain-space-in-value-string-of-link-flag-when-using-go-build>)
Stupid regression to bug #8. Fixed.
Timeout problem with TCP
Query the NN RRset with EDNS. Closes #9
Stupidest bug possible: I forgot to break the loop when we got a reply
TCP support
...

    

Et si le texte JSON était formé d'un tableau et pas d'un objet (rappel : un objet JSON est un dictionnaire) ? jq permet d'obtenir le nième élément d'un tableau (ici, le quatrième, le premier ayant l'indice 0) :

% echo '[1, 2, 3, 5, 8]' | jq '.[3]'
5
    

(Il a fallu mettre le filtre entre apostrophes car les crochets sont des caractère spéciaux pour le shell Unix.)

Revenons aux exemples réels. Si on veut le cours du Bitcoin en euros, CoinDesk nous fournit une API REST pour cela. On a juste à faire un triple accès :

% curl -s https://api.coindesk.com/v1/bpi/currentprice.json | jq .bpi.EUR.rate
"2,315.7568"
    

Notez que le cours est exprimé sous forme d'une chaîne de caractères, pas d'un nombre, et qu'il n'est pas à la syntaxe correcte d'un nombre JSON. C'est un des inconvénients de JSON : ce format est un tel succès que tout le monde en fait, et souvent de manière incorrecte. (Sinon, regardez une solution sans jq mais avec sed.)

Maintenant, on veut la liste des comptes Mastodon qui ont pouèté au sujet de l'ANSSI. Le résultat de la requête madonctl --output json timeline :anssi est un tableau. On va devoir itérer sur ce tableau, ce qui se fait avec le filtre [] (déjà utilisé plus haut dans l'exemple GitHub), et faire un double déréférencement, le membre account puis le membre acct :

% madonctl --output json timeline :anssi | jq '.[].account.acct'
"nschont@mastodon.etalab.gouv.fr"
"ChristopheCazin@mastodon.etalab.gouv.fr"
"barnault@mastodon.etalab.gouv.fr"
...
    

Parfait, on a bien notre résultat. Mais le collègue qui avait demandé ce travail nous dit qu'il faudrait éliminer les doublons, et trier les comptes par ordre alphabétique. Pas de problème, jq dispose d'un grand nombre de fonctions pré-définies, chaînées avec la barre verticale (ce qui ne déroutera pas les utilisateurs Unix) :

    
%  madonctl --output json timeline :anssi | jq '[.[].account.acct] | unique | .[]' 
"ChristopheCazin@mastodon.etalab.gouv.fr"
"G4RU"
"Sangokuss@framapiaf.org"
...

Oulah, ça devient compliqué ! unique se comprend sans difficulté mais c'est quoi, tous ces crochets en plus ? Comme unique travaille sur un tableau, il a fallu en fabriquer un : les crochets extérieurs dans l'expression [.[].account.acct] disent à jq de faire un tableau avec tous les .account.acct extraits. (On peut aussi fabriquer un objet JSON et je rappelle que objet = dictionnaire.) Une fois ce tableau fait, unique peut bien travailler mais le résultat sera alors un tableau :

   
%  madonctl --output json timeline :anssi | jq '[.[].account.acct] | unique'
[
  "ChristopheCazin@mastodon.etalab.gouv.fr",
  "G4RU",
  "Sangokuss@framapiaf.org",
...

Si on veut « aplatir » ce tableau, et avoir juste une suite de chaînes de caractères, il faut refaire une itération à la fin (le .[]).

(Les Unixiens expérimentés savent qu'il existe uniq et sort comme commandes Unix et qu'on aurait aussi pu faire jq '.[].account.acct' | sort | uniq. Chacun ses goûts. Notez aussi qu'il n'y a pas besoin d'un tri explicite en jq : unique trie le tableau avant d'éliminer les doublons.)

J'ai dit un peu plus haut que jq pouvait construire des textes JSON structurés comme les tableaux. Ça marche aussi avec les objets, en indiquant la clé et la valeur de chaque membre. Par exemple, si je veux un tableau dont les éléments sont des objets où la clé href désigné l'URL d'un pouète Mastodon (ici, les pouètes ayant utilisé le mot-croisillon « slovénie ») :

%  madonctl --output json timeline :slovénie | jq "[.[] | { href: .url }]" 
[
  {
    "href": "https://mastodon.gougere.fr/users/bortzmeyer/updates/40282"
  },
  {
    "href": "https://mamot.fr/@Nighten_Dushi/3131270"
  },
  {
    "href": "https://mastodon.cx/users/DirectActus/updates/29810"
  }
]
    

Les accolades entourant la deuxième partie du programme jq indiquent de construire un objet, dont on indique comme clé href et comme valeur le membre url de l'objet original.

Rappelez-vous, jq ne sert pas qu'à des filtrages ultra-simples d'un champ de l'objet JSON. On peut écrire de vrais programmes et il peut donc être préférable de les mettre dans un fichier. (Il existe évidemment un mode Emacs pour éditer plus agréablement ces fichiers source, jq-mode.) Si le fichier accounts.jq contient :

    
# From a Mastodon JSON file, extract the accounts
[.[].account.acct] | unique | .[]

Alors, on pourra afficher tous les comptes (on se ressert de --raw-output pour ne pas avoir d'inutiles guillemets) :

%  madonctl --output json timeline :anssi | jq --raw-output --from-file accounts.jq 
ChristopheCazin@mastodon.etalab.gouv.fr
G4RU
Sangokuss@framapiaf.org
...

Mais on peut vouloir formater des résultats sous une forme de texte, par exemple pour inclusion dans un message ou un rapport. Reprenons notre nœud Bitcoin et affichons la liste des pairs (Bitcoin est un réseau pair-à-pair), en les classant selon le RTT décroissant. On met ça dans le fichier bitcoin.jq :

"You have " + (length | tostring) + " peers. From the closest (network-wise) to the furthest away",
       ([.[] | {"address": .addr, "rtt": .pingtime}] | sort_by(.rtt) | 
       .[] | ("Peer " + .address + ": " + (.rtt|tostring) + " ms"))
    

Et on peut faire :

%   bitcoin-cli getpeerinfo  | jq --raw-output --from-file bitcoin.jq
You have 62 peers. From the closest (network-wise) to the furthest away
Peer 10.105.127.82:38806: 0.00274 ms
Peer 192.0.2.130:8333: 0.003272 ms
Peer [2001:db8:210:5046::2]:33567: 0.014099 ms
...
    

On a utilisé des constructions de tableaux et d'objets, la possibilité de trier sur un critère quelconque (ici la valeur de rtt, en paramètre à sort_by) et des fonctions utiles pour l'affichage de messages : le signe plus indique la concaténation de chaînes, et la fonction tostring transforme un entier en chaîne de caractères (jq ne fait pas de conversion de type implicite).

jq a également des fonctions pré-définies pour faire de l'arithmétique. Utilisons-les pour analyser les résultats de mesures faites par des sondes RIPE Atlas. Une fois une mesure lancée (par exemple la mesure de RTT #9211624, qui a été créée par la commande atlas-reach -r 100 -t 1 2001:500:2e::1, cf. mon article « Using RIPE Atlas to Debug Network Connectivity Problems »), les résultats peuvent être récupérés sous forme d'un fichier JSON (à l'URL https://atlas.ripe.net/api/v2/measurements/9211624/results/). Cherchons d'abord le RTT maximal :

% jq '[.[].result[0].rtt] | max' < 9211624.json 
505.52918
    

On a pris le premier élément du tableau car, pour cette mesure, chaque sonde ne faisait qu'un test. Ensuite, on utilise les techniques jq déjà vues, plus la fonction max (qui prend comme argument un tableau, il a donc fallu construire un tableau). La sonde la plus lointaine de l'amer est donc à plus de 500 millisecondes. Et le RTT minimum ? Essayons la fonction min

% jq '[.[].result[0].rtt] | min' < 9211624.json
null
    

Ah, zut, certaines sondes n'ont pas réussi et on n'a donc pas de RTT, ce que jq traduit en null. Il faut donc éliminer du tableau ces échecs. jq permet de tester une valeur, avec select. Par exemple, (select(. != null) va tester que la valeur existe. Et une autre fonction jq, map, bien connue des programmeurs qui aiment le style fonctionnel, permet d'appliquer une fonction à tous les éléments d'un tableau. Donc, réessayons :

% jq '[.[].result[0].rtt] | map(select(. != null)) | min' < 9211624.json
1.227755
    

C'est parfait, une milli-seconde pour la sonde la plus proche. Notez que, comme map prend un tableau en entrée et rend un tableau, on aurait aussi pu l'utiliser au début, à la place des crochets :

% jq 'map(.result[0].rtt) | map(select(. != null)) | min' < 9211624.json
1.227755
    

Et la moyenne des RTT ? On va utiliser les fonctions add (additionner tous les éléments du tableau) et length (longueur du tableau) :

% jq '[.[].result[0].rtt] | add / length' < 9211624.json 
76.49538228
    

(Il y a une faille dans le programme, les valeurs nulles auraient dû être exclues. Je vous laisse modifier le code.) La moyenne n'est pas toujours très utile quand on mesure des RTT. C'est une métrique peu robuste, que quelques outliers suffisent à perturber. Il est en général bien préférable d'utiliser la médiane. Une façon simple de la calculer est de trier le tableau et de prendre l'élément du milieu (ou le plus proche du milieu) :

% jq '[.[].result[0].rtt] | sort | .[length/2]' < 9211624.json
43.853845

On voit que la médiane est bien plus petite que la moyenne, quelques énormes RTT ont en effet tiré la moyenne vers le haut. J'ai un peu triché dans le filtre jq ci-dessus car il ne marche que pour des tableaux de taille paire. Si elle est impaire, length/2 ne donnera pas un nombre entier et on récupérera null. Corrigeons, ce sera l'occasion d'utiliser pour la première fois la structure de contrôle if. Notez qu'une expression jq doit toujours renvoyer quelque chose (les utilisateurs de langages fonctionnels comme Haskell ne seront pas surpris par cette règle), donc pas de if sans une branche else :

% jq '[.[].result[0].rtt] | sort | if length % 2 == 0 then .[length/2] else .[(length-1)/2] end' < 9211624.json  
43.853845

Et maintenant, si on veut la totale, les quatre métriques avec du texte, on mettra ceci dans le fichier source jq. On a utilisé un nouvel opérateur, la virgule, qui permet de lancer plusieurs filtres sur les mêmes données :

map(.result[0].rtt) | "Median: " + (sort |
				    if length % 2 == 0 then .[length/2] else .[(length-1)/2] end |
				    tostring),
                      "Average: " + (map(select(. != null)) | add/length | tostring),
                      "Min: " + (map(select(. != null)) | min | tostring),
                      "Max: " + (max | tostring)
    

Et cela nous donne :

% jq --raw-output --from-file atlas-rtt.jq < 9211624.json     
Median: 43.853845
Average: 77.26806290909092
Min: 1.227755
Max: 505.52918
    

Peut-on passer des arguments à un programme jq ? Évidemment. Voyons un exemple avec la base des « espaces blancs » décrite dans le RFC 7545. On va chercher la puissance d'émission maximale autorisée pour une fréquence donnée, avec ce script jq, qui contient la variable frequency, et qui cherche une plage de fréquences (entre startHz et stopHz) comprenant cette fréquence :

.result.spectrumSchedules[0].spectra[0].frequencyRanges[] |
     select (.startHz <= ($frequency|tonumber) and .stopHz >= ($frequency|tonumber)) |
     .maxPowerDBm     
    

On l'appelle en passant la fréquence où on souhaite émettre :

% jq --from-file paws.jq --arg frequency  5.2E8  paws-chicago.json 
15.99999928972511
    

(Ne l'utilisez pas telle quelle : par principe, les espaces blancs ne sont pas les mêmes partout. Celui-ci était pour Chicago en juillet 2017.)

Il est souvent utile, quand on joue avec des données, de les grouper par une certaine caractéristique, par exemple pour compter le nombre d'occurrences d'un certain phénomène, ou bien pour classer. C'est le classique GROUP BY de SQL, qui a son équivalent en jq. Revenons à la liste des comptes Mastodon qui ont pouèté sur l'ANSSI et affichons combien chacun a émis de pouètes. On va grouper les pouètes par compte, fabriquer un objet JSON dont les clés sont le compte, le trier, puis afficher le résultat. Avec ce code jq :

# Count the number of occurrences
[.[].account] | group_by(.acct) |
                # Create an array of objects {account, number}
                [.[] | {"account": .[0].acct, "number": length}] |
                # Now sort
                sort_by(.number) | reverse | 
                # Now, display
                .[] | .account + ": " + (.number | tostring)
    

On obtiendra :

% madonctl --output json timeline :anssi | jq -r -f   anssi.jq
gapz@mstdn.fr: 4
alatitude77@mastodon.social: 4
nschont@mastodon.etalab.gouv.fr: 2
zorglubu@framapiaf.org: 1
sb_51_@mastodon.xyz: 1
    

Voilà, on a bien avancé et je n'ai toujours pas donné d'exemple avec le DNS. Un autre cas d'utilisation de select va y pourvoir. Le DNS Looking Glass peut produire des résultats en JSON, par exemple ici le SOA du TLD .xxx : curl -s -H 'Accept: application/json' http://dns.bortzmeyer.org/xxx/SOA. Si je veux juste le numéro de série de cet enregistrement SOA ?

% curl -s -H 'Accept: application/json' http://dns.bortzmeyer.org/xxx/SOA | \
    jq '.AnswerSection[0].Serial'
2011210193
    

Mais il y a un piège. En prenant le premier élément de la Answer Section, j'ai supposé qu'il s'agissait bien du SOA demandé. Mais l'ordre des éléments dans les sections DNS n'est pas défini. Par exemple, si une signature DNSSEC est renvoyée, elle sera peut-être le premier élément. Il faut donc être plus subtil, et utiliser select pour ne garder que la réponse de type SOA :

% curl -s -H 'Accept: application/json' http://dns.bortzmeyer.org/xxx/SOA | \
    jq '.AnswerSection | map(select(.Type=="SOA")) | .[0].Serial'
2011210193

Notre code jq est désormais plus robuste. Ainsi, sur un nom qui a plusieurs adresses IP, on peut ne tester que celles de type IPv6, ignorant les autres, ainsi que les autres enregistrements que le serveur DNS a pu renvoyer :

% curl -s -H 'Accept: application/json' http://dns.bortzmeyer.org/gmail.com/ADDR | \
    jq '.AnswerSection | map(select(.Type=="AAAA")) | .[] | .Address' 
"2607:f8b0:4006:810::2005"
    

Bon, on approche de la fin, vous devez être fatigué·e·s, mais encore deux exemples, pour illustrer des trucs et concepts utiles. D'abord, le cas où une clé dans un objet JSON n'a pas la syntaxe d'un identificateur jq. C'est le cas du JSON produit par le compilateur Solidity. Si je compile ainsi :

% solc  --combined-json=abi registry.sol > abi-registry.json

Le JSON produit a deux défauts. Le premier est que certains utilisateurs ont une syntaxe inhabituelle (des points dans la clé, et le caractère deux-points) :

{"registry.sol:Registry": {"abi": ...
  

jq n'accepte pas cette clé comme filtre :

%  jq '.contracts.registry.sol:Registry.abi' abi-registry.json  
jq: error: syntax error, unexpected ':', expecting $end (Unix shell quoting issues?) at <top-level>, line 1:
.contracts.registry.sol:Registry.abi                       
jq: 1 compile error
  

Corrigeons cela en mettant la clé bizarre entre guillemets :

% jq '.contracts."registry.sol:Registry".abi' abi-registry.json
  

On récupère ainsi l'ABI du contrat. Mais, et là c'est gravement nul de la part du compilateur, l'ABI est une chaîne de caractères à évaluer pour en faire du vrai JSON ! Heureusement, jq a tout ce qu'il faut pour cette évaluation, avec la fonction fromjson :

% jq '.contracts."registry.sol:Registry".abi | fromjson' abi-registry.json

Ce problème des clés qui ne sont pas des identificateurs à la syntaxe traditionnelle se pose aussi si l'auteur du JSON a choisi, comme la norme le lui permet, d'utiliser des caractères non-ASCII pour les identificateurs. Prenons par exemple le fichier JSON des verbes conjugués du français, en https://github.com/Drulac/Verbes-Francais-Conjugues. Le JSON est :

[{ "Indicatif" : { "Présent" : [ "abade", "abades", "abade", "abadons", "abadez", "abadent" ], "Passé composé" : [ "abadé", "abadé", "abadé", "abadé", "abadé", "abadé" ], "Imparfait" : [ "abadais", "abadais", "abadait", "abadions", "abadiez", "abadaient" ], "Plus-que-parfait" : [ "abadé", "abadé", "abadé", "abadé", "abadé", "abadé" ], "Passé simple" : [ "abadai", "abadas", "abada", "abadâmes", "abadâtes", "abadèrent" ], "Passé antérieur" : [ "abadé", "abadé", "abadé", "abadé", "abadé", "abadé" ], ...
    

Il faut donc mettre les clés non-ASCII entre guillemets. Ici, la conjugaison du verbe « reposer » :

% jq 'map(select(.Infinitif."Présent"[0] == "reposer"))' verbs.json
[
  {
    "Indicatif": {
      "Présent": [
        "repose",
        "reposes",
        "repose",
   ...
    

Et un dernier exemple, pour montrer les manipulations de date en jq, ainsi que la définition de fonctions. On va utiliser l'API d'Icinga pour récupérer l'activité de la supervision. La commande curl -k -s -u operator:XXXXXXX -H 'Accept: application/json' -X POST 'https://ADRESSE:PORT/v1/events?types=StateChange&queue=operator' va nous donner les changements d'état des machines et des services supervisés. Le résultat de cette commande est du JSON : on souhaite maintenant le formater de manière plus compacte et lisible. Un des membres JSON est une date écrite sous forme d'un nombre de secondes depuis une epoch. On va donc la convertir en jolie date avec la fonction todate. Ensuite, les états Icinga (.state) sont affichés par des nombres (0 = OK, 1 = Avertissement, etc.), ce qui n'est pas très agréable. On les convertit en chaînes de caractères, et mettre cette conversion dans une fonction, s2n :

def s2n(s):
  if s==0 then "OK" else if s==1 then "Warning" else "Critical" end  end;
(.timestamp | todate) + " " + .host + " " + .service + " " +  " " + s2n(.state) +
    " " + .check_result.output

Avec ce code, on peut désormais exécuter :

% curl -k -s -u operator:XXXXXXX -H 'Accept: application/json' -X POST 'https://ADRESSE:PORT/v1/events?types=StateChange&queue=operator' | \
   jq --raw-output --unbuffered --from-file logicinga.jq
...
2017-08-08T19:12:47Z server1 example Critical HTTP CRITICAL: HTTP/1.1 200 OK - string 'Welcome' not found on 'http://www.example.com:80/' - 1924 bytes in 0.170 second response time 

Quelques lectures pour aller plus loin :

Merci à Jean-Edouard Babin et Manuel Pégourié-Gonnard pour la correction d'une grosse bogue dans la première version de cet article.


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RFC 8198: Aggressive Use of DNSSEC-Validated Cache

Date de publication du RFC : Juillet 2017
Auteur(s) du RFC : K. Fujiwara (JPRS), A. Kato (Keio/WIDE), W. Kumari (Google)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF dnsop
Première rédaction de cet article le 26 juillet 2017


Lorqu'un client DNS interroge un résolveur, celui-ci peut répondre très vite si l'information demandée est dans sa mémoire (son « cache ») mais cela peut être beaucoup plus lent s'il faut aller demander aux serveurs faisant autorité. Il est donc essentiel, pour les performances du DNS, d'utiliser le cache le plus possible. Traditionnellement, le résolveur n'utilisait le cache que si la question posée par le client avait une réponse exacte dans le cache. Mais l'arrivée de DNSSEC autorise un usage plus énergique et plus efficace du cache : ce nouveau RFC permet aux résolveurs de synthétiser des réponses à partir des informations DNSSEC.

Comment peut-il faire ? Eh bien prenons par exemple les enregistrements NSEC. Ils indiquent une plage où il n'y a pas de noms enregistrés. Ainsi, si une zone example.com contient :

albatross IN AAAA 2001:db8:1028::a:1
elephant  IN AAAA 2001:db8:1028::a:2
zebra     IN AAAA 2001:db8:1028::a:3
    

Sa signature DNSSEC va ajouter des enregistrements NSEC, notamment :

albatross.example.com. IN NSEC elephant.example.com. AAAA    

qui veut dire qu'il n'y a pas de nom entre albatross et elephant. Si le client interroge le résolveur à propos de cat.example.com, le résolveur ira voir les serveurs faisant autorité, il aura une réponse négative (NXDOMAIN, ce nom n'existe pas) et l'enregistrement NSEC. Les deux informations seront renvoyées au client, et pourront être mémorisées dans le cache. Maintenant, si le client demande dog.example.com, les résolveurs traditionnels retourneront demander aux serveurs faisant autorité. Alors que les résolveurs modernes, conformes à ce nouveau RFC 8198, pourront déduire du NSEC que dog.example.com n'existe pas non plus, et immédiatement générer un NXDOMAIN pour le client. Cela fera gagner du temps et des efforts à tout le monde. (Les règles exactes sont dans la section 5.1 de notre RFC.)

La règle (désormais dépassée) comme quoi le résolveur ne peut répondre immédiatement que s'il a l'information correspondant à la question exacte est spécifiée dans le RFC 2308, pour le cache négatif (mémoriser les réponses NXDOMAIN). Désormais, elle n'est plus obligatoire si (et seulement si, voir section 9) le résolveur valide avec DNSSEC, et si la zone est signée (aucun changement si elle ne l'est pas). Outre le cas simple de NSEC avec des réponses négatives, présenté plus haut, il y a deux cas plus complexes, les enregistrements NSEC3, et les jokers. Si la zone est signée avec NSEC3 au lieu de NSEC, les enregistrements NSEC3 indiqueront des condensats et pas des noms et le résolveur devra donc condenser le nom demandé, pour voir s'il tombe dans un NSEC3 connu, et si on peut synthétiser le NXDOMAIN. Les règles exactes sur les NSEC3 sont dans le RFC 5155 (attention, c'est compliqué), sections 8.4 à 8.7, et dans notre RFC, section 5.2. Évidemment, si la zone est signée avec l'option « opt-out » (c'est le cas de la plupart des TLD), le résolveur ne peut pas être sûr qu'il n'y a pas un nom non signé dans une plage indiquée par un enregistrement NSEC, et ne peut donc pas synthétiser. Tout aussi évidemment, toute solution qui empêchera réellement l'énumération des noms dans une zone signée (comme le projet NSEC5) sera incompatible avec cette solution.

Si la zone inclut des jokers (RFC 1034, section 4.3.3), par exemple example.org :

    
avocado   IN A 192.0.2.1
*         IN A 192.0.2.2
zucchini IN A 192.0.2.3

Alors, le résolveur pourra également synthétiser des réponses positives. S'il a déjà récupéré et mémorisé le joker, et que le client lui demande l'adresse IPv4 de leek.example.org, le résolveur pourra tout de suite répondre 192.0.2.2. (J'ai simplifié : le résolveur doit aussi vérifier que le nom leek.example.org n'existe pas, ou en tout cas n'a pas d'enregistrement A. Le joker ne masque en effet pas les noms existants. Détails en section 5.3 du RFC.)

Pour cette utilisation plus énergique de la mémoire d'un résolveur validant, il a fallu amender légèrement le RFC 4035, dont la section 4.5 ne permettait pas cette synthèse de réponses (la nouvelle rédaction est en section 7). Notez un inconvénient potentiel de cette synthèse : un nom ajouté ne sera pas visible tout de suite. Mais c'est de toute façon une propriété générale du DNS et de ses caches souvent appelée, par erreur, « durée de propagation ».

La durée exacte pendant laquelle le résolveur « énergique » pourra garder les informations qui lui servent à la synthèse des réponses est donnée par le TTL des NSEC.

Quel intérêt à cette synthèse énergique de réponses ? Comme indiqué plus haut, cela permet de diminuer le temps de réponse (section 6). Du fait de la diminution de nombre de questions à transmettre, cela se traduira également par une diminution de la charge, et du résolveur, et du serveur faisant autorité. Sur la racine du DNS, comme 65 % des requêtes entrainent un NXDOMAIN (voir par exemple les statistiques de A-root), le gain devrait être important. Un autre avantage sera pour la lutte contre les attaques dites « random QNAMEs » lorsque l'attaquant envoie plein de requêtes pour des noms aléatoires (générant donc des NXDOMAIN). Si l'attaquant passe par un résolveur, celui-ci pourra écluser la grande majorité des requêtes sans déranger le serveur faisant autorité.

Mais la synthèse énergique entraine aussi un gain en matière de vie privée (cf. RFC 7626) : les serveurs faisant autorité verront encore moins de questions.

Cette technique de « cache négatif énergique » avait été proposée pour la première fois dans la section 6 du RFC 5074. Elle s'inscrit dans une série de propositions visant à augmenter l'efficacité des caches DNS, comme le « NXDOMAIN cut » du RFC 8020. La synthèse énergique de réponses prolonge le RFC 8020, en allant plus loin (mais elle nécessite DNSSEC).

Il semble que Google Public DNS mette déjà en œuvre une partie (les réponses négatives) de ce RFC, mais je n'ai pas encore vérifié personnellement.


Téléchargez le RFC 8198


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Conférence climagic sur la ligne de commande et ses beautés

Première rédaction de cet article le 20 juillet 2017


Le 19 juillet 2017, à Prague, Mark Krenz, le fondateur et animateur du fameux compte Twitter climagic (Command-Line interface magic), profitait de ses vacances en Europe pour faire un exposé sur la ligne de commande, ses beautés, et le projet climagic. Ça m'a fait rater la séance plénière de l'IETF 99 mais ça valait la peine. (Pour ce·ux·lles qui n'étaient pas à Prague, les pauvres, l'exposé est visible chez Google.)

L'exposé se tenait à la ČVUT (excellents locaux, vue magnifique sur la ville depuis le 14e étage). La grande salle était presque pleine. Comme on s'en doute, il n'y avait que trois ou quatre femmes.

La thèse centrale de Mark Krenz est que la ligne de commande n'est pas une survivance du passé, qu'on garde par habitude, ou par nostalgie. C'est toujours un outil puissant et efficace pour les professionnels (comme un de ses enfants lui avait dit une fois, lorsque le réseau était en panne, « open the black window and type text, to fix the network »). Le concept n'est en outre pas spécifique à Unix, Mark Krenz a cité l'ARexx d'Amiga. Une des preuves de cette pertinence de la ligne de commande est que désormais même Windows a une ligne de commandes de qualité raisonnable, Powershell. L'orateur a ensuite illustré ce point de vue de nombreux exemples.

Prévoyant que l'unixien moyen était pinailleur, il a prévenu tout de suite que c'était ses exemples, qu'il y avait plusieurs façons de faire, et que ce n'était pas la peine de lui dire que tel exemple aurait pu être fait avec telle autre méthode. Il a aussi précisé que la référence pour ses tweets était Linux avec bash (même s'il teste parfois sur une VM FreeBSD) et qu'il ne fallait pas l'embêter avec des « mais c'est pas portable ». Effectivement, il utilise des exemples comme la commande interne help (specifique à bash) ou comme l'excellente et indispensable option -i de sed (spécifique à GNU sed).

Mark Krenz (qui travaille au CACR et est l'auteur des excellents num-utils) a d'abord résumé le projet climagic. Démarré en 2009, il consiste en un compte Twitter (il y a aussi des vidéos) où environ la moitié des tweets sont des commandes Unix. Elles sont en général sous le format commande # description (le croisillon indiquant un commentaire). Par exemple :

killall -USR1 dd # Force each dd command in the process table to output its current status (blocks written, etc). The USR1 signal does this.
    

(lisez les documentations de killall et dd si nécessaire.) Les autres tweets sont diverses réflexions, ou des blagues, par exemple sur Chuck Norris (« Chuck Norris once ran cd .. in / and it worked »).

Ah, et pourquoi le magic dans « climagic ». Précisement parce que cela n'a rien de magique, tout peut être appris. « Witchcraft to the ignorant, simple science for the learned one » (Leigh Brackett).

La force du shell Unix est évidemment sa capacité à combiner des commandes pour faire davantage que ce que ferait chaque commande individuelle. Donc, lister des commandes et des options, c'est bien, mais il faut surtout se rappeler qu'on peut les combiner. Un exemple montré par l'auteur est une commande qui énonce à voix haute les réseaux Wi-Fi rencontrés : iwlist wlp2s0 scan | awk -F: '/ESSID/ {print $2}' | sort|uniq | espeak.

Je ne vais pas citer tous les trucs Unix qu'a montré l'orateur, uniquement ceux que je ne connaissais pas. Vous pourrez ainsi juger de la profondeur de mon ignorance d'Unix :

  • Je n'utilise pas les opérateurs rigolos après les noms de variables du shell. Si ALPHABET vaut les lettres de l'alphabet (par exemple en faisant ALPHABET=$(echo {a..z} | tr -d ' '), alors echo ${ALPHABET:0:3} affichera les trois premières, et echo ${ALPHABET^^} affichera leurs versions majuscules (bash seulement).
  • Je ne connaissais pas certaines variables spéciales comme SHLVL (pour voir si on est dans un sous-shell), ou COLUMNS (qui était inutile sur un VT100 mais bien pratique sur un xterm).
  • J'ai découvert qu'après more et less, il y avait désormais une commande most (pas mal pour les fichiers binaires).
  • column est cool pour formater joliment des commandes qui ne le font pas elle-même (comme mount).
  • Il y a d'autres commandes que je ne connaissais pas mais qui ne m'ont pas convaincu comme comm, ou pee (analogue à tee mais envoie les données à un processus, pas à un fichier, il se trouve dans les moreutils).
  • Certaines commandes classiques donnent des résultats inattendus dans certains cas. Par exemple cal 9 1752. Si vous vous demandez ce que sont devenus ces treize jours, ils ont disparu suite à l'application de la réforme grégorienne à l'empire britannique (les pays catholiques l'ont fait longtemps avant, ce dont on peut déduire qu'Unix n'est pas catholique). Comme tous les pays n'ont pas adopté cette réforme au même moment, logiquement, le résultat devrait dépendre de la valeur de la variable d'environnement LC_CTIME mais ce n'est hélas pas le cas.
  • Je ne savais pas non plus que la barre oblique après un joker ne renvoyait que les répertoires. Parfait pour un du -sh */ (au fait, GNU sort peut trier ces tailles « human-readables », avec -h : du -sh */ | sort -rh | head -5 permet de voir les cinq plus gros répertoires, avec un joli affichage des tailles.)
  • Parmi les autres options pratiques, -P dit à xargs d'effectuer les commandes en parallèle (comme le -j de make). Cela a permis à l'orateur de montrer un fping refait avec un ping ordinaire, l'expansion des séquences, et xargs.

Lors de la discussion qui a suivi, j'ai soulevé la question d'Unicode dans le shell Unix. Certaines commandes gèrent bien Unicode, par exemple awk :

%  echo -n café | awk '{print length($1)}'
4
    

Il a bien indiqué la longueur en caractères, pas en octets (« café » fait cinq octets en UTF-8). wc, lui, permet d'avoir caractères ou octets au choix :

% echo -n café | wc -m
4
% echo -n café | wc -c
5      
    

Cela montre que, même si le shell a la réputation d'être un vieux truc, il a su s'adapter à la modernité. Mais ce n'est pas le cas de toutes les commandes Unix. Au moins sur mon Ubuntu (il parait que ça marche sur d'autres Unix), cut semble insensible à l'internationalisation (il affiche les octets bêtement, malgré ce que prétend sa documentation) :

% echo caféthé | cut -c 3
f
% echo caféthé | cut -c 4
�
% echo caféthé | cut -c 5
�
% echo caféthé | cut -c 6     
    

De même, l'expansion par le shell ne semble pas marcher avec les caractères non-ASCII :

% echo {a..c}
a b c
% echo {à..ç}
{à..ç}
    

(Et, oui, la variable d'environnement LC_CTYPE était bien définie, sinon, grep ou wc n'auraient pas marché.)

M. climagic a évidemment parlé de plein d'autres choses, mais je les connaissais. Et vous ?

  • Il a bien sûr cité man et ses options. Notez que man -k delete ne trouve pas la commande rm
  • Il a longuement parlé de nombreux trucs du shell comme les astuces de la commande cd (cd - vous ramène au dernier répertoire), le job control (Control-Z, fg et bg), l'expansion des intervalles (echo {a..z}, echo IMG_{3200..3300}.jpg, qui permet de faire un rsync -a -v IMG_{3200..3300}.jpg server:dir…, les fonctions (le plus bel exemple était une redéfinition de cd, pour accepter l'argument ... pour dire « remonte de deux niveaux » : function cd(){ [[ "$1" == "..." ]] && builtin cd ../.. || builtin cd $@}, la redirection des seules erreurs (command 2> file), etc.
  • Mark Krenz a évidemment consacré du temps à awk et sed (tiens, lui non plus n'a pas l'air de gérer Unicode).
  • Et enfin il a parlé de deux programmes géniaux qui méritent d'être plus connus, ngrep (comme grep mais pour le réseau), et socat (netcat en mieux).

Autre discussion à la fin de la réunion, je lui ai demandé pourquoi ne pas avoir également climagic sur le réseau social décentralisé Mastodon. Il n'est pas contre (surtout si on peut le faire depuis la ligne de commande, bien sûr, mais c'est possible avec madonctl), c'est surtout un problème de manque de temps. (À noter que climagic a existé sur identi.ca mais que cela ne lui a pas laissé de bons souvenirs.)

La vue depuis l'université : prague-from-tu.jpg

Le panneau sur la salle de réunion : climagic-room.jpg


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RFC 8197: A SIP Response Code for Unwanted Calls

Date de publication du RFC : Juillet 2017
Auteur(s) du RFC : H. Schulzrinne (FCC)
Chemin des normes
Première rédaction de cet article le 18 juillet 2017


Voici un RFC qui n'est pas trop long à lire ou à comprendre : il ajoute un code de réponse au protocole SIP (utilisé surtout pour la téléphonie sur IP), le code 607 qui dit explicitement « je n'ai pas envie de répondre à cet appel ».

Sur certaines lignes téléphoniques, la majorité des appels entrants sont du spam (cf. RFC 5039), du genre salons de beauté ou remplacements de fenêtres, voire appels automatiques en faveur d'un candidat politicien. Toute méthode de lutte contre ce spam nécessite d'avoir un retour des utilisateurs, qui déclarent « je ne veux pas de cet appel ». Simplement raccrocher ne suffit pas, il faut permettre à l'utilisateur de déclarer explicitement la spamicité d'un appel. (Les codes de rejet existants comme 603 - RFC 3261, section 21.6.2 - ne sont pas assez spécifiques. 603 indique typiquement un rejet temporaire, du genre je suis à table, ne me dérangez pas maintenant.)

C'est désormais possible avec ce nouveau code de retour 607, enregistré à l'IANA. Le logiciel de l'utilisateur enverra ce code (il aura typiquement un bouton « rejet de ce spam » comme c'est le cas pour les logiciels de courrier), et il pourra être utilisé pour diverses techniques anti-spam (par exemple par un fournisseur SIP pour déterminer que tel numéro ne fait que du spam et peut donc être bloqué). La FCC (pour laquelle travaille l'auteur du RFC) avait beaucoup plaidé pour un tel mécanisme.

Notez que l'interprétation du code sera toujours délicate, car il peut y avoir usurpation de l'identité de l'appelant (section 6 de notre RFC, et aussi RFC 4474) ou tout simplement réaffectation d'une identité à un nouvel utilisateur, innocent de ce qu'avait fait le précédent. Au passage, dans SIP, l'identité de l'appelant peut être un URI SIP ou bien un numéro de téléphone, cf. RFC 3966.

Le code aurait dû être 666 (le nombre de la Bête) mais le code 607 a été finalement choisi pour éviter des querelles religieuses. (Le RFC 7999 n'a pas eu les mêmes pudeurs.)

L'action (ou l'inaction) suivant une réponse 607 dépendra de la politique de chaque acteur. (La discussion animée à l'IETF avait surtout porté sur ce point.) Comme toujours dans la lutte contre le spam, il faudra faire des compromis entre trop de faux positifs (on refuse des messages légitimes) et trop de faux négatifs (on accepte du spam). D'autant plus que l'utilisateur peut être malveillant (rejeter comme spam des appels légitimes dans l'espoir de faire mettre l'appelant sur une liste noire) ou simplement incompétent (il clique un peu au hasard). Les signalements sont donc à prendre avec des pincettes (section 6 du RFC).


Téléchargez le RFC 8197


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Developing a dnstap to C-DNS converter at the IETF hackathon

First publication of this article on 17 July 2017


The weekend of 15-16 july 2017, I participated to the IETF 99 hackathon in Prague. The project was to develop a dnstap to C-DNS converter. This is a small documentation of the result and of the lessons learned.

First, a bit of background. Most DNS operators these days gather a lot of data from the DNS traffic and then analyze it. Events like DITL can fill many hard disks with pcap files. pcap not being very efficient (both in producing it, in storing it, and in analyzing it), a work is under way at the IETF to create a better format: C-DNS (for "capture DNS"). C-DNS is currently specified in an Internet-Draft, draft-ietf-dnsop-dns-capture-format. It is only a draft, not yet a RFC. One of the goals of IETF hackathons is precisely to test drafts, to see if they are reasonable, implementable, etc, before they are approved.

Note that C-DNS is based on CBOR (RFC 7049). There is already an implementation of C-DNS, available under a free software licence. Here, the idea was to write a second implementation, to test interoperability. The target was a C-DNS producer. Where to find the data to put in the file? I choosed dnstap since it is currently the best way to get data from a DNS server. dnstap relies on protocol buffers so it may be difficult to handle but there is already a good dnstap client, written in Go.

So, the decisions were:

  • Get DNS data via dnstap from a Unbound resolver (the only resolver with dnstap support at this time),
  • Use the dnstap client as a starting point (which means the hackathon project was to use Go),
  • Test the C-DNS produced with the inspector from the first implementation.

First, compiling the first C-DNS implementation, which is in C++ (I used a not-up-to-date Ubuntu machine): it requires several Boost libraries, and I'm too lazy to check exactly which, so I installed everything aptitude install libboost1.58-all-dev liblzma-dev lzma-dev lzma. The C++ capture library libtins does not appear to be in a Ubuntu "xenial" package (but there is a Debian one and it is in some Ubuntu versions). The "trusty" package is too old, we install the "yakkety" one manually:

./configure
make

Then, we can produce C-DNS files from pcaps:

./compactor/compactor -o short.cdns -c /dev/null short.pcap

And read C-DNS files:

./compactor/inspector short.cdns

So, now, we can test the produced files.

Next, compiling Unbound with dnstap support (it is not done by default, probably because it add a lot of dependencies, coming from protocol buffers):

aptitude install libprotobuf-c-dev  protobuf-c-compiler libfstrm-dev fstrm-bin
./configure --enable-dnstap
make

We configure Unbound with:

dnstap:
    dnstap-enable: yes
    dnstap-socket-path: "/var/run/unbound/dnstap.sock" # "the dnstap socket won't appear in the filesystem until the dnstap listener is started."
    dnstap-send-identity: yes
    dnstap-send-version: yes
    dnstap-log-resolver-response-messages: yes
    dnstap-log-client-query-messages: yes
    dnstap-log-resolver-query-messages: yes
    dnstap-log-client-response-messages: yes

And we start it:

./unbound/unbound -d -c dnstap.conf

Then, when processing DNS queries and responses, Unbound sends a report to the dnstap socket. We just need a dnstap client to display it.

We forked the dnstap client, created a c-dns branch, and started our copy. To compile it:

aptitude install golang-dns-dev golang-goprotobuf-dev
go get github.com/farsightsec/golang-framestream
go install github.com/bortzmeyer/golang-dnstap
go build dnstap/main.go

Then we can run it:

./main -y -u /var/run/unbound/dnstap.sock

And we can see the YAML output when Unbound receives or sends DNS messages. To store this output, I was not able to put the data in a file, so I just redirected the standard output.

Most of the hackathon work took place in the new file CdnsFormat.go. First, producing CBOR. I had a look at the various Go implementations of CBOR. Most seem old and unmaintained and CBOR seemed to me simple enough that it was faster to reimplement from scratch. This is the code at the beginning of CdnsFormat.go, the cborInteger() and similar functions. I also developed a small Go program to read CBOR files and display them as a tree, a tool which was very useful to debug my C-DNS producer. The grammar of C-DNS is specified in the CDDL language (currently specified in another Internet-Draft). A validating tool exists, taking CDDL and CBOR and telling if the CBOR file is correct, but this tool's error messages are awful. It is just good to say if the file is OK or not, afterwards, you have to examine the file manually.

Then, actually producing the C-DNS file. The C-DNS format is not simple: it is intended for performance, and harsh compression, not for ease of implementation. The basic idea is to capture in tables most of what is repeated, actual DNS messages being made mostly of references to these tables. For instance, a DNS query for www.sinodun.com won't include the string www.sinodun.com. This FQDN will be stored once, in the name-rdata table, and a numeric index to an entry of this table will be used in the message. For instance:

// Server address 
s.Write(cborInteger(0))
s.Write(cborInteger(2))  

Here, we don't write the server IP address directly, we write an index to the table where the IP address is (2 is the second value of the table, C-DNS indexes start at 1, read later about the value zero). Note that the inspector crashed when meeting indexes going outside of an array, something that Jim Hague fixed during the hackathon.

Speaking of IP addresses, "client" and "server" in the C-DNS specification don't mean "source" and "destination". For a DNS query, "client" is the source and "server" the destination but, for a DNS response, it is the opposite (dnstap works the same way, easing the conversion).

Among the things that are not clear in the current version of the draft (version -03) is the fact that CBOR maps are described with keys that are strings, while in the CDNS format, they are actually integers. So when you read in the draft:

FilePreamble = {
      major-format-version => uint, 
      minor-format-version => uint, 
      ...

Read on: FilePreamble is indeed a CBOR map but the actual keys are further away:

major-format-version = 0
minor-format-version = 1

So for a version number of 0.5 (the current one), you must write in Go the map as:

//    Major version
s.Write(cborInteger(0))
s.Write(cborInteger(0))
//    Minor version
s.Write(cborInteger(1))
s.Write(cborInteger(5)) 

Another choice to make: CBOR allow arrays and maps of indefinite of finite length. C-DNS does not specify which one to use, it is up to you, programmer, to choose. Of course, it is often the case that you don't know the length in advance, so sometimes you have no choice. An example of a finite length array:

s.Write(cborArray(3))
// Then write the three items  

And an example of an indefinite length array:

s.Write(cborArrayIndef())
// Write the items
s.Write(cborBreak())

Note that you need to checkpoint from time to time (for instance by rotating the C-DNS file and creating a new one) otherwise a crash will leave you with a corrupted file (no break at the end). The fact that C-DNS (well, CBOR, actually), requires this break code at the end forced us to modify the API of dnstap modules, to have a new function finish (of type TextFinishFunc, this function is a no-op for the other formats).

Note there is a semantic mismatch between C-DNS and dnstap: C-DNS assumes all the data is mandatory while in dnstap, almost everything is optional. That means that we have to create dummy data in some places for instance:

s.Write(cborArray(2))
if m.QueryTimeSec != nil {
        s.Write(cborInteger(int(*m.QueryTimeSec)))
} else {
        s.Write(cborInteger(0))
}

Here, if we don't have the time of the DNS message, we write the dummy value 0 (because earliest-time is not optional in the C-DNS format). One possible evolution of the C-DNS draft could be to have profiles of C-DNS, for instance a "Full" profile where everything is mandatory and a "Partial" one where missing values are allowed.

The C-DNS specification is currently ambiguous about empty arrays. Most arrays are declared, in the grammar, as allowing to be empty. It raises some issues with the current tools (the inspector crashed when meeting these empty arrays, something that Jim Hague fixed during the hackathon). But it is also unclear in its semantics. For instance, the draft says that a value zero for an index mean "not found" but it does not appear to be supported by the current tools, forcing us to invent dummy data.

dnstap formats a part of the DNS messages but not everything. To get the rest, you need to parse the binary blob sent by dnstap. We use the excellent Go DNS package):

import (
  ...
  "github.com/miekg/dns"
...  
msg = new(dns.Msg)
err := msg.Unpack(m.QueryMessage)

This allows us to get information like the QNAME (name used in the question):

qname := make([]byte, 256)
...
n, err = dns.PackDomainName(msg.Question[0].Name, qname, 0, nil, false)
...
s.Write(cborByteString(qname[0:n]))

(Unpack leaves us with a domain name in the presentation - text - format, but C-DNS requires the label - binary - format, which we do with PackDomainName.) Domain names are defined as CBOR byte string and not strings 1) because you cannot be sure of their encoding (strings have to be UTF-8) 2) and for consistency reasons because the same tables can store other things than domain names.

OK, now, we have everything, compile again and run (there is a Unbound running in another window):

go build dnstap/main.go
./main -c -u /var/run/unbound/dnstap.sock > test.cdns
../compactor/inspector   test.cdns  

And the inspector produced a pcap file, as well as a report. Let's try the pcap:

% tcpdump -n -r test.cdns.pcap
reading from file test.cdns.pcap, link-type EN10MB (Ethernet)
13:02:02.000000 IP6 ::1.51834 > ::.0: UDP, length 25
13:02:02.000000 IP 0.0.0.0.0 > 193.0.14.129.53: 666 SOA? 142.com. (25)
13:02:02.000000 IP 193.0.14.129.53 > 0.0.0.0.0: 666- [0q] 0/0/0 (12)
13:02:02.000000 IP6 ::.0 > 2001:503:83eb::30.53: 666 AAAA? ns2.bodis.com. (31)
13:02:02.000000 IP 0.0.0.0.0 > 192.41.162.30.53: 666 AAAA? ns1.bodis.com. (31)
13:02:02.000000 IP6 2001:503:83eb::30.53 > ::.0: 666- [0q] 0/0/0 (12)

You immediately note the missing data. Most of the times, it was the lack of this data in dnstap (the IP addresses, for instance), sometimes it was my own lazyness (the microseconds in the time).

Sometimes, there are things that are available in dnstap but C-DNS offers no way to store them. This is the case with the bailiwick (the zone from which the DNS responses came) or with the fact thata the resolver cache experienced a hit or a miss.

This was the end of the IETF 99 hackathon. The code is available. An example C-DNS file produced by my converter is attached here. Other things would of course be possible:

  • The biggest limit of the current dnstap-to-C-DNS tool is that it uses one C-DNS block per DNS message. This is simpler for the lazy programmer, but it defeats the most important requirments of C-DNS: compression. Compression is done py putting in tables information which is common to several DNS messages. This is the obvious next step.
  • Test with an authoritative name server like Knot (which has dnstap support).

Thanks to Jim Hague for working with me throughout the hackathon (and fixing many things, and answering many questions) and to Sara Dickinson.


L'article seul

RFC 8201: Path MTU Discovery for IP version 6

Date de publication du RFC : Juillet 2017
Auteur(s) du RFC : J. McCann (Digital Equipment Corporation), S. Deering (Retired), J. Mogul (Digital Equipment Corporation), R. Hinden (Check Point Software)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF 6man
Première rédaction de cet article le 16 juillet 2017


Ce RFC est l'adaptation à IPv6 du protocole décrit dans le RFC 1191, protocole qui permet de découvrir la MTU du chemin entre deux machines reliées par Internet. Il remplace le RFC 1981.

Avec IPv4, déterminer la MTU maximale du chemin est très utile pour optimiser les performances. Mais elle devient presque indispensable en IPv6, où les routeurs n'ont pas le droit de fragmenter les paquets trop gros (toute fragmentation doit être faite dans la machine de départ). PMTU fait donc quasi-obligatoirement partie d'IPv6. Une alternative est de n'envoyer que des paquets suffisamment petits pour passer partout. C'est moins efficace (on ne tirera pas profit des MTU plus importantes), mais ça peut être intéressant pour des mises en œuvre légères d'IPv6, par exemple pour des objets connectés. (La section 4 du RFC précise en effet que mettre en œuvre cette découverte de la MTU du chemin n'est pas obligatoire.)

L'algorithme (section 3 de notre RFC) est le même qu'en v4, envoyer des paquets, et voir si on reçoit des paquets ICMP Packet too big (RFC 4443, section 3.2) qui contiennent en général la MTU maximale du lien suivant. (Pas de bit DF - Don't fragment - en IPv6 puisque la fragmentation n'est possible qu'à la source. L'annexe A détaille les différences avec l'algorithme IPv4 décrit dans le RFC 1191.)

Voici par exemple un de ces paquets ICMP, vu par tcpdump (déclenché par une commande ping -s 1500 …) :

18:18:44.813927 IP6 2a02:8400:0:3::a > 2605:4500:2:245b::bad:dcaf: ICMP6, packet too big, mtu 1450, length 1240

Il ne faut pas s'arrêter au premier paquet Packet too big reçu, car il peut y avoir des liens réseau avec une MTU encore plus basse plus loin. En outre, la MTU du chemin change avec le temps et il faut donc rester vigilant, on peut recevoir des Packet too big si le trafic passe désormais par un lien de MTU plus faible que la précédente MTU du chemin. Plus délicat, il faut aussi de temps en temps réessayer avec des paquets plus gros, pour voir si la MTU du chemin n'aurait pas augmenté. Comme cela va faire perdre des paquets, s'il n'y a pas eu d'augmentation, il ne faut pas le faire trop souvent. (Dix minutes, dit la section 5.)

La section 4 du RFC précise les exigences qu'il normalise. (Je donne quelques exemples de leur mise en œuvre dans le noyau Linux, dans net/ipv6/route.c.) Par exemple, le nœud IPv6 doit vérifier le contenu des paquets ICMP Packet Too Big qu'il reçoit (le Message Body, cf. RFC 4443, où le routeur émetteur est censé placer des données du paquet original), pour éviter de croire des faux messages ICMP envoyés par un attaquant (rien n'authentifie un paquet ICMP, à part son contenu).

Nouveauté de ce RFC, par rapport à son prédecesseur, un nœud IPv6 doit ignorer les messages Packet Too Big indiquant une MTU inférieur aux 1 280 octets minimum d'IPv6 (le RFC 8021 explique pourquoi). C'est le but de l'instruction mtu = max_t(u32, mtu, IPV6_MIN_MTU); dans le code du noyau Linux, qui ne garde pas la MTU indiquée si elle est inférieur au minimum.

Et la machine IPv6 ne doit jamais augmenter la MTU du chemin suite à la réception d'un Packet Too Big indiquant une MTU supérieure à l'actuelle. Un tel message ne peut être qu'une erreur ou une attaque. Voir les commentaires au début de la fonction rt6_mtu_change_route dans le code Linux.

Comme avec IPv4, l'algorithme PMTU marche mal en pratique car beaucoup de sites filtrent stupidement tous les paquets ICMP et la machine qui tente de faire de la Path MTU discovery n'aura jamais de réponse. IPv6, comme IPv4, devra donc plutôt utiliser la technique du RFC 4821.

La section 5 du RFC rassemble diverses questions de mise en œuvre de cette découverte de la MTU du chemin. D'abord, il y a l'interaction entre IP (couche 3) et les protocoles au dessus, comme TCP mais aussi des protocoles utilisant UDP, comme le DNS. Ces protocoles de transport ont une MMS_S (maximum send transport-message size, voir le RFC 1122) qui est à l'origine la MTU moins la taille des en-têtes. Les protocoles de transport peuvent diminuer cette MMS_S pour ne pas avoir à faire de fragmentation.

Pour le DNS, par exemple, on peut diminuer l'usage de la découverte de la MTU du chemin en diminuant la taille EDNS. Par exemple, avec le serveur nsd, on mettrait :

ipv6-edns-size: 1460

Et, avec 1 460 octets possibles, on serait alors raisonnablement sûr de ne pas avoir de fragmentation donc, même si la découverte de la MTU du chemin marche mal, tout ira bien.

Une fois la découverte de la MTU du chemin faite, où faut-il garder l'information, afin d'éviter de recommencer cette découverte à chaque fois ? Idéalement, cette information est valable pour un chemin donné : si le chemin change (ou, a fortiori, si la destination change), il faudra découvrir à nouveau. Mais la machine finale ne connait pas en général tout le chemin suivi (on ne fait pas un traceroute à chaque connexion). Le RFC suggère donc (section 5.2) de stocker une MTU du chemin par couple {destination, interface}. Si on n'a qu'une seule interface réseau, ce qui est le cas de la plupart des machines terminales, on stocke la MTU du chemin par destination et on maintient donc un état pour chaque destination (même quand on ne lui parle qu'en UDP, qui n'a normalement pas d'état). Les deux exemples suivants concernent une destination où la MTU du chemin est de 1 450 octets. Pour afficher cette information sur Linux pour une adresse de destination :

% ip -6  route get 2a02:8428:46c:5801::4
2a02:8428:46c:5801::4 from :: via 2001:67c:1348:7::1 dev eth0 src 2001:67c:1348:7::86:133 metric 0 
    cache  expires 366sec mtu 1450 pref medium

S'il n'y a pas de PMTU indiquée, c'est que le cache a expiré, réessayez (en UDP, car TCP se fie à la MSS). Notez que, tant qu'on n'a pas reçu un seul Packet Too Big, il n'y a pas de MTU affichée. Donc, pour la plupart des destinations (celles joignables avec comme PMTU la MTU d'Ethernet), vous ne verrez rien. Sur FreeBSD, cet affichage peut se faire avec :

% sysctl -o net.inet.tcp.hostcache.list | fgrep 2a02:8428:46c:5801::4
2a02:8428:46c:5801::4  1450        0     23ms     34ms         0  4388        0 0   23    4 3600

Pour d'autres systèmes, je vous recommande cet article.

Notez qu'il existe des cas compliqués (ECMP) où cette approche de stockage de la PMTU par destination peut être insuffisante. Ce n'est donc qu'une suggestion, chaque implémentation d'IPv6 peut choisir sa façon de mémoriser les MTU des chemins.

Si on veut simplifier la mise en œuvre, et la consommation mémoire, on peut ne mémoriser qu'une seule MTU du chemin, la MTU minimale de tous les chemins testés. Ce n'est pas optimal, mais ça marchera.

Si on stocke la MTU du chemin, comme l'Internet peut changer, il faut se préparer à ce que l'information stockée devienne obsolète. Si elle est trop grande, on recevra des Packet too big (il ne faut donc pas s'attendre à n'en recevoir que pendant la découverte initiale). Si elle est trop petite, on va envoyer des paquets plus petits que ce qu'on pourrait se permettre. Le RFC suggère donc (section 5.3) de ne garder l'information sur la MTU du chemin que pendant une dizaine de minutes.

Le RFC demande enfin (section 5.5) que les mises en œuvre d'IPv6 permettent à l'ingénieur système de configurer la découverte de la MTU du chemin : la débrayer sur certaines interfaces, fixer à la main la MTU d'un chemin, etc.

Il ne faut pas oublier les problèmes de sécurité (section 6 du RFC) : les Packet Too Big ne sont pas authentifiés et un attaquant peut donc en générer pour transmettre une fausse information. Si la MTU indiquée est plus grande que la réalité, les paquets seront jetés. Si elle est plus petite, on aura des sous-performances.

Autre problème de sécurité, le risque que certains administrateurs réseau incompétents ne filtrent tous les messages ICMP, donc également les Packet Too Big (c'est stupide, mais cela arrive). Dans ce cas, la découverte de la MTU du chemin ne fonctionnera pas (cf. RFC 4890 sur les recommandations concernant le filtrage ICMP). L'émetteur devra alors se rabattre sur des techniques comme celle du RFC 4821.

L'annexe B de notre RFC résume les changements faits depuis le RFC 1981. Rien de radical, les principaux portent sur la sécurité (ce sont aussi ceux qui ont engendré le plus de discussions à l'IETF) :

  • Bien expliquer les problèmes créés par le blocage des messages ICMP,
  • Formulations plus strictes sur la validation des messages ICMP,
  • Et surtout, suppression des « fragments atomiques » (RFC 8021).

Le texte a également subi une actualisation générale, les références (pré-)historiques à BSD 4.2 ou bien à TP4 ont été supprimées.

Enfin, pour faire joli, un exemple de traceroute avec recherche de la MTU du chemin activée (option --mtu). Notez la réception d'un Packet Too Big à l'étape 12, annonçant une MTU de 1 450 octets :

% sudo traceroute -6 --mtu --udp --port=53 eu.org
traceroute to eu.org (2a02:8428:46c:5801::4), 30 hops max, 65000 byte packets
 ...
 3  vl387-te2-6-paris1-rtr-021.noc.renater.fr (2001:660:300c:1002:0:131:0:2200)  2.605 ms  2.654 ms  2.507 ms
 4  2001:660:7903:6000:1::4 (2001:660:7903:6000:1::4)  5.002 ms  4.484 ms  5.494 ms
 5  neuf-telecom.sfinx.tm.fr (2001:7f8:4e:2::178)  4.193 ms  3.682 ms  3.763 ms
 6  neuf-telecom.sfinx.tm.fr (2001:7f8:4e:2::178)  14.264 ms  11.927 ms  11.509 ms
 7  2a02-8400-0000-0003-0000-0000-0000-1006.rev.sfr.net (2a02:8400:0:3::1006)  12.760 ms  10.446 ms  11.902 ms
 8  2a02-8400-0000-0003-0000-0000-0000-1c2e.rev.sfr.net (2a02:8400:0:3::1c2e)  10.524 ms  11.477 ms  11.896 ms
 9  2a02-8400-0000-0003-0000-0000-0000-1c2e.rev.sfr.net (2a02:8400:0:3::1c2e)  13.061 ms  11.589 ms  11.915 ms
10  2a02-8400-0000-0003-0000-0000-0000-117e.rev.sfr.net (2a02:8400:0:3::117e)  10.446 ms  10.420 ms  10.361 ms
11  2a02-8400-0000-0003-0000-0000-0000-000a.rev.sfr.net (2a02:8400:0:3::a)  10.460 ms  10.453 ms  10.517 ms
12  2a02-8428-046c-5801-0000-0000-0000-00ff.rev.sfr.net (2a02:8428:46c:5801::ff)  12.495 ms F=1450  12.102 ms  11.203 ms
13  2a02-8428-046c-5801-0000-0000-0000-0004.rev.sfr.net (2a02:8428:46c:5801::4)  12.397 ms  12.217 ms  12.507 ms

La question de la fragmentation en IPv6 a suscité d'innombrables articles. Vous pouvez commencer par celui de Geoff Huston.

Merci à Pierre Beyssac pour avoir fourni le serveur de test configuré comme il fallait, et à Laurent Frigault pour la solution sur FreeBSD.


Téléchargez le RFC 8201


L'article seul

RFC 8200: Internet Protocol, Version 6 (IPv6) Specification

Date de publication du RFC : Juillet 2017
Auteur(s) du RFC : S. Deering (Retired), R. Hinden (Check Point Software)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF 6man
Première rédaction de cet article le 16 juillet 2017


Ce RFC est la nouvelle norme du protocole IPv6. IP est le protocole de base de l'Internet, la version 6 y est minoritaire mais est bien plus répandue qu'elle ne l'était lors de la sortie de la précédente norme, qui était le RFC 2460, norme que notre nouveau RFC remplace (et cela fait passer IPv6 au statut de norme Internet, la précédente étant officiellement une proposition de norme).

Pas de changements cruciaux, la norme est nouvelle, mais le protocole reste largement le même. Ce RFC 8200 continue à présenter IPv6 comme « a new version of the Internet Protocol (IP) ». Comme la première norme IPv6 est sortie en 1995, l'adjectif « new » n'est vraiment pas sérieux. Comme, malheureusement, la plupart des formations réseau ne parlent que d'IPv4 et traitent IPv6 de manière bâclée à la fin, le RFC présente IPv6 en parlant de ses différences par rapport à IPv4 (section 1 du RFC) :

  • La principale est évidemment l'espace d'adressage bien plus grand. Alors qu'IPv4, avec ses adresses sur 32 bits, ne peut même pas donner une adresse IP à chaque habitant de la planète (ce qui serait déjà insuffisant), IPv6, avec ses 128 bits d'adresse, permet de distribuer une quantité d'adresses que le cerveau humain a du mal à se représenter. Cette abondance est la principale raison pour laquelle il est crucial de migrer vers IPv6. Les autres raisons sont plus discutables.
  • IPv6 a sérieusement changé le format des options. En IPv4, les options IP étaient un champ de longueur variable dans l'en-tête, pas exactement ce qui est le plus facile à analyser pour un routeur. Le RFC dit qu'IPv6 a simplifié le format mais c'est contestable : une complexité a succédé à une autre. Désormais, le premier en-tête est de taille fixe, mais il peut y avoir un nombre quelconque d'en-têtes chaînés. Le RFC utilise malheureusement des termes publicitaires assez déconnectés de la réalité, en parlant de format plus efficace et plus souple.
  • IPv6 a un mécanisme standard pour étiqueter les paquets appartenant à un même flot de données. Mais le RFC oublie de dire qu'il semble inutilisé en pratique.
  • Et le RFC termine cette énumération par le plus gros pipeautage, prétendre qu'IPv6 aurait de meilleurs capacités d'authentification et de confidentialité. (C'est faux, elles sont les mêmes qu'en IPv4, et peu déployées, en pratique.)

Notez que ce RFC 8200 ne spécifie que le format des paquets IPv6. D'autres points très importants sont normalisés dans d'autres RFC, les adresses dans le RFC 4291, et ICMP dans le RFC 4443.

La section 3 présente le format des paquets IPv6 :

   +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
   |Version| Traffic Class |           Flow Label                  |
   +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
   |         Payload Length        |  Next Header  |   Hop Limit   |
   +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
   |                                                               |
   +                                                               +
   |                                                               |
   +                         Source Address                        +
   |                                                               |
   +                                                               +
   |                                                               |
   +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
   |                                                               |
   +                                                               +
   |                                                               |
   +                      Destination Address                      +
   |                                                               |
   +                                                               +
   |                                                               |
   +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

    

(D'ailleurs, si quelqu'un sait pourquoi l'adresse IP source est avant la destination ? Il me semblerait plus logique que ce soit l'inverse, puisque tous les routeurs sur le trajet doivent examiner l'adresse destination, alors qu'on n'a pas toujours besoin de l'adresse source.) Le numéro de version vaut évidemment 6, le « traffic class » est présenté en section 7, le « flow label » en section 6.

Le champ « Next header » remplace le « Protocol » d'IPv4. Il peut indiquer le protocole de transport utilisé (la liste figure dans un registre IANA et est la même pour IPv4 et IPv6) mais aussi les en-têtes d'extension, une nouveauté d'IPv6, présentée en section 4 de notre RFC.

Le champ « Hop limit » remplace le « Time to Live » d'IPv4. En fait, les deux ont exactement la même sémantique, qui est celle d'un nombre maximal de routeurs utilisés sur le trajet (le but est d'éviter les boucles infinies dans le réseau). Autrefois, dans IPv4, il était prévu que ce champ soit réellement une durée, mais aucune mise en œuvre d'IPv4 ne l'avait jamais utilisé comme ceci. Le renommage dans IPv6 fait donc correspondre la terminologie avec une réalité ancienne (cf. aussi la section 8.2). Notez que c'est ce champ qui est utilisé par traceroute.

Voici une simple connexion HTTP en IPv6, vue avec tcpdump et tshark. Le client a demandé /robots.txt et a obtenu une réponse négative (404). Si vous voulez, le pcap complet est ipv6-http-connection.pcap. Voici d'abord avec tcpdump avec ses options par défaut :

15:46:21.768536 IP6 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a.37703 > 2605:4500:2:245b::42.80: Flags [S], seq 3053097848, win 28800, options [mss 1440,sackOK,TS val 1963872568 ecr 0,nop,wscale 7], length 0
    

On voit les deux adresses IPv6, tcpdump n'affiche rien d'autre de l'en-tête de couche 3, tout le reste est du TCP, le protocole de transport utilisé par HTTP. Avec l'option -v de tcpdump :

15:46:21.768536 IP6 (hlim 64, next-header TCP (6) payload length: 40) 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a.37703 > 2605:4500:2:245b::42.80: Flags [S] [...]
    

Cette fois, on voit le « Hop limit » (64), l'en-tête suivant (TCP, pas d'en-tête d'extension) et la longueur (40 octets). Pour avoir davantage, il faut passer à tshark (décodage complet en ipv6-http-connection.txt) :

Internet Protocol Version 6, Src: 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a, Dst: 2605:4500:2:245b::42
    0110 .... = Version: 6
    .... 0000 0000 .... .... .... .... .... = Traffic class: 0x00 (DSCP: CS0, ECN: Not-ECT)
        .... 0000 00.. .... .... .... .... .... = Differentiated Services Codepoint: Default (0)
        .... .... ..00 .... .... .... .... .... = Explicit Congestion Notification: Not ECN-Capable Transport (0)
    .... .... .... 0000 0000 0000 0000 0000 = Flow label: 0x00000
    Payload length: 40
    Next header: TCP (6)
    Hop limit: 64
    Source: 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a
    [Source SA MAC: Xensourc_a9:04:1a (00:16:3e:a9:04:1a)]
    Destination: 2605:4500:2:245b::42
    [Source GeoIP: France]
        [Source GeoIP Country: France]
    [Destination GeoIP: United States]
        [Destination GeoIP Country: United States]
    

On a cette fois tout l'en-tête IPv6 : notons le « Flow Label » (j'avais bien dit que peu de gens s'en servaient, il est nul dans ce cas).

La section 4 de notre RFC est dédiée à une nouveauté d'IPv6, les en-têtes d'extension. Au lieu d'un champ « Options » de taille variable (donc difficile à analyser) comme en IPv4, IPv6 met les options IP dans des en-têtes supplémentaires, chaînés avec l'en-tête principal. Par exemple, si un paquet UDP a un en-tête « Destination Options », le champ « Next header » de l'en-tête principal vaudra 60 (pour « Destination Options »), il sera suivi de l'en-tête d'extension « Destination Options » qui aura, lui, un « Next header » de 17 pour indiquer que ce qui suit est de l'UDP. (Je rappelle que les valeurs possibles pour « Next Header » sont dans un registre IANA.) Il peut y avoir zéro, un ou davantage d'en-têtes d'extension chaînés entre eux.

Notez qu'analyser cette chaîne d'en-têtes est compliqué car les en-têtes n'ont pas tous le même format (le RFC 6564 a créé un format unique, mais cela ne concerne que les futurs en-têtes.) Il est donc exagéré de dire que la suppression du champ « Options » de taille variable a simplifié les choses.

Les différents en-têtes ne sont pas tous traités pareillement par les routeurs. Il existe notamment un en-tête, « Hop-by-hop Options » qui doit être examiné par tous les routeurs du trajet (cette obligation, jamais respectée, a de toute façon été relâchée par rapport au RFC 2460). C'est pour cela qu'il doit être placé au début des en-têtes, juste après l'en-tête principal. Les autres en-têtes d'extension doivent être ignorés par les routeurs.

Comme il est compliqué de rajouter un nouveau modèle d'en-tête (il faudrait modifier toutes les machines IPv6), une solution légère existe pour les options simples : utiliser les en-têtes d'options, « Hop-by-hop Options » et « Destination Options ». Tous les deux sont composés d'une série d'options encodées en TLV. En outre, le type de l'option indique, dans ses deux premiers bits, le traitement à appliquer au paquet si le système ne connait pas cette option. Si les deux premiers bits sont à zéro, on ignore l'option et on continue. Autrement, on jette le paquet (les trois valeurs restantes, 01, 10 et 11, indiquent si on envoie un message d'erreur ICMP et lequel). Ainsi, l'option pour la destination de numéro 0x07 (utilisée par le protocole de sécurité du RFC 5570) est facultative : elle a les deux premiers bits à zéro et sera donc ignorée silencieusement par les destinataires qui ne la connaissent pas (cf. registre IANA.)

« Destination Options », comme son nom l'indique, n'est examinée que par la machine de destination. Si vous voulez envoyer des paquets avec cet en-tête, regardez mon article.

Outre les en-têtes « Hop-by-hop Options » et « Destination Options », il existe des en-têtes :

  • « Routing Header », qui permet de spécifier le routage depuis la source (un peu comme les options de « source routing » en IPv4). Il y a plusieurs types, et les valeurs possibles sont dans un registre IANA, géré suivant les principes du RFC 5871. (Le type 0 a été retiré depuis le RFC 5095.)
  • « Fragment Header », qui permet de fragmenter les paquets de taille supérieure à la MTU.
  • Les autres en-têtes sont ceux utilisés par IPsec, décrits dans les RFC 4302 et RFC 4303.

La fragmentation est différente de celle d'IPv4. En IPv6, seule la machine émettrice peut fragmenter, pas les routeurs intermédiaires. Si le paquet est plus grand que la MTU, on le découpe en fragments, chaque fragment portant un « Fragment Header ». Cet en-tête porte une identification (un nombre sur 32 bits qui doit être unique parmi les paquets qui sont encore dans le réseau), un décalage (offset) qui indique à combien d'octets depuis le début du paquet original se situe ce fragment (il vaut donc zéro pour le premier fragment) et un bit qui indique si ce fragment est le dernier. À la destination, le paquet est réassemblé à partir des fragments. (Il est désormais interdit que ces fragments se recouvrent, cf. RFC 5722.) Voici un exemple de fragmentation. La sonde Atlas n° 6271 a interrogé un serveur DNS de la racine Yeti avec le type de question ANY qui signifie « envoie-moi tout ce que tu peux / veux ». La réponse, plus grande que la MTU (plus de quatre kilo-octets !), a été fragmentée en trois paquets (le pcap complet est en ipv6-dns-frag.pcap) :

16:14:27.112945 IP6 2001:67c:217c:4::2.60115 > 2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b.53: 19997+ [1au] ANY? . (28)
16:14:27.113171 IP6 2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b > 2001:67c:217c:4::2: frag (0|1232) 53 > 60115: 19997*- 35/0/1 NS bii.dns-lab.net., NS yeti.bofh.priv.at., NS yeti.ipv6.ernet.in., NS yeti.aquaray.com., NS yeti.mind-dns.nl., NS dahu1.yeti.eu.org., NS dahu2.yeti.eu.org., NS yeti1.ipv6.ernet.in., NS ns-yeti.bondis.org., NS yeti-ns.ix.ru., NS yeti-ns.lab.nic.cl., NS yeti-ns.tisf.net., NS yeti-ns.wide.ad.jp., NS yeti-ns.conit.co., NS yeti-ns.datev.net., NS yeti-ns.switch.ch., NS yeti-ns.as59715.net., NS yeti-ns1.dns-lab.net., NS yeti-ns2.dns-lab.net., NS yeti-ns3.dns-lab.net., NS xn--r2bi1c.xn--h2bv6c0a.xn--h2brj9c., NS yeti-dns01.dnsworkshop.org., NS yeti-dns02.dnsworkshop.org., NS 3f79bb7b435b05321651daefd374cd.yeti-dns.net., NS ca978112ca1bbdcafac231b39a23dc.yeti-dns.net., RRSIG, NSEC, RRSIG[|domain]
16:14:27.113187 IP6 2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b > 2001:67c:217c:4::2: frag (1232|1232)
16:14:27.113189 IP6 2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b > 2001:67c:217c:4::2: frag (2464|637)
    

On note que tcpdump n'a interprété qu'un seul fragment comme étant du DNS, la premier, puisque c'était le seul qui portait l'en-tête UDP, avec le numéro de port 53 identifiant du DNS. Dans le résultat de tcpdump, après le mot-clé frag, on voit le décalage du fragment par rapport au début du paquet original (respectivement 0, 1232 et 2464 pour les trois fragments), et la taille du fragment (respectivement 1232, 1232 et 637 octets). Vu par tshark (l'analyse complète est en ipv6-dns-frag.txt), le premier fragment contient :

    
    Type: IPv6 (0x86dd)
Internet Protocol Version 6, Src: 2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b, Dst: 2001:67c:217c:4::2
    Payload length: 1240
    Next header: Fragment Header for IPv6 (44)
    Fragment Header for IPv6
        Next header: UDP (17)
        Reserved octet: 0x00
        0000 0000 0000 0... = Offset: 0 (0 bytes)
        .... .... .... .00. = Reserved bits: 0
        .... .... .... ...1 = More Fragments: Yes
        Identification: 0xcbf66a8a
Data (1232 bytes)

On note le « Next Header » qui indique qu'un en-tête d'extension, l'en-tête « Fragmentation », suit l'en-tête principal. Le bit M (« More Fragments ») est à 1 (ce n'est que le premier fragment, d'autres suivent), le décalage (« offset ») est bien sûr de zéro. L'identificateur du paquet est de 0xcbf66a8a. Le dernier fragment, lui, contient :

Internet Protocol Version 6, Src: 2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b, Dst: 2001:67c:217c:4::2
    Payload length: 645
    Next header: Fragment Header for IPv6 (44)
    Fragment Header for IPv6
        Next header: UDP (17)
        Reserved octet: 0x00
        0000 1001 1010 0... = Offset: 308 (2464 bytes)
        .... .... .... .00. = Reserved bits: 0
        .... .... .... ...0 = More Fragments: No
        Identification: 0xcbf66a8a

Cette fois, le « Next Header » indique que c'est de l'UDP qui suit, le décalage est de 2464, et le bit M est à zéro (plus d'autres fragments). L'identificateur est le même, c'est celui du paquet original, et c'est grâce à lui que la machine de destination saura réassembler les fragments. Notez qu'à la fin de l'analyse par tshark figure un réassemblage complet du paquet, ce qui permet une analyse DNS complète.

Et si je ne suis pas satisfait des en-têtes d'extension existants et que je veux créer le mien ? C'est en général une mauvaise idée. La plupart des cas concrets devraient être résolus avec un des en-têtes déjà normalisés. Notamment, l'en-tête « Destination Options » est là pour la majorité des situations. C'est lui qu'il faut regarder en premier (ce qu'ont fait les RFC 6744, RFC 6788 ou RFC 7837, la liste complète figurant dans un registre IANA). Notre RFC 8200 exige donc que, si vous tenez à créer un nouvel en-tête, vous expliquiez bien pourquoi c'est indispensable, et pourquoi aucun des en-têtes existants ne convient.

Il est également déconseillé de créer de nouvelles options « hop-by-hop » (la liste actuelle est à l'IANA), car ces options doivent être traitées par tous les routeurs du trajet. Il y a un risque sérieux qu'ils laissent tomber les paquets ayant cet en-tête « Hop-by-hop Options », ou bien qu'ils le traitent plus lentement (logiciel du routeur et pas circuits matériels spécialisés). Là aussi, il faudra donc une justification sérieuse.

La section 5 de notre RFC se penche sur un problème délicat, la taille des paquets. IPv6 exige une MTU d'au moins 1 280 octets, mais les paquets sont souvent plus grands (par exemple 1 500 octets si on part d'un Ethernet). Beaucoup de liens ont, en pratique, une MTU de 1 500 octets mais IPv6 étant souvent porté par des tunnels (en raison de l'immobilisme de beaucoup de FAI, qui ne déploient toujours pas IPv6), un certain nombre de liens offrent moins de 1 500 octets. Normalement, l'émetteur d'un paquet IPv6 doit faire de la découverte de la MTU du chemin (RFC 8201) afin de pouvoir fragmenter, si nécessaire. Une mise en œuvre « paresseuse » d'IPv6 pourrait se dispenser de découverte de la MTU du chemin, et se limiter à 1 280 octets par paquet.

Le problème est que la découverte de la MTU du chemin dépend du bon fonctionnement d'ICMP. L'émetteur d'un paquet doit pouvoir recevoir les paquets ICMP « Packet too big » (RFC 4443, section 3.2). Or, un certain nombre de pare-feux, stupidement configurés par des amateurs, bloquent tout ICMP « pour des raisons de sécurité » (c'est d'ailleurs une bonne question pour les entretiens d'embauche d'un administrateur de réseaux : « filtrer ICMP en entrée ou pas ? » S'il répond Oui, on est sûr qu'il est incompétent.) Ne recevant pas les « Packet too big », l'émetteur risque de croire à tort que ses paquets sont passés. En outre, si l'émetteur décide de fragmenter (en général, quand la MTU du chemin est inférieure à la sienne, avec TCP, on réduit la MSS, avec UDP, on fragmente), il faut que les fragments passent à travers le réseau. Et, là encore, un certain nombre de pare-feux bêtement configurés bloquent les fragments. Donc, en pratique, découverte du chemin + fragmentation est un processus fragile, en raison de ce véritable sabotage par des middleboxes.

C'est certainement le plus gros problème pratique lors du déploiement d'IPv6. On peut même penser à prendre des mesures radicales et coûteuses, comme d'abaisser la MTU à 1 280 octets pour être tranquille. Moins violent, il est fréquent de voir des MTU à 1 480 octets. Voici par exemple la configuration de mon routeur Turris Omnia pour passer par l'IPv6 de Free (un tunnel) :

config interface 'lan'
	option ip6assign '64'
	option ip6addr '2001:db8:42::1:fe/64'
	option ip6prefix '2001:db8:42::/64'
	option ip6gw '2001:db8:42::1'
	option mtu '1480'
    

Et le « flow label », dont j'avais parlé plus haut ? Il est décrit dans la (très courte) section 6, qui renvoie surtout au RFC 6437. En pratique, ce champ semble peu utilisé comme on l'a vu dans l'exemple décodé par tshark.

Même chose pour le « traffic class », en section 7 : pour son utilisation pour la différenciation de trafic, voir les RFC 2474 et RFC 3168.

Maintenant qu'IPv6, protocole de couche 3, a été bien défini, le RFC monte vers la couche 4, en consacrant sa section 8 aux problèmes des couches supérieures. Cela concerne notamment la somme de contrôle. Si vous avez fait attention au schéma de l'en-tête IPv6 de la section 3, vous avez noté qu'il n'y avait pas de champ « Header Checksum », contrairement à ce qui existait en IPv4. En IPv6, pas de somme de contrôle en couche 3, c'était une tâche supplémentaire pour les routeurs (pour citer le RFC 791, « Since some header fields change (e.g., time to live), this is recomputed and verified at each point that the internet header is processed. »), tâche dont ils sont désormais dispensés.

Par contre, la somme de contrôle existe pour les en-têtes de couche 4 et elle devient même obligatoire pour UDP (elle était facultative en IPv4, quoique très fortement recommandée). (Voir le RFC 1071, au sujet de cette somme de contrôle.)

Un gros changement de ce RFC par rapport à son prédécesseur, le RFC 2460, concerne la sécurité. La section sur la sécurité est passée d'une annexe de deux lignes (qui se contentait de passer le bébé à IPsec) à une analyse plus détaillée (section 10 du RFC). La question est délicate car la sécurité d'IPv6 a souvent fait l'objet de FUD, visant à justifier l'immobilisme de pas mal d'acteurs. Il est évidemment plus valorisant de dire « nous ne migrons pas vers IPv6 pour des raisons de sécurité » que de reconnaitre « nous sommes trop flemmards et paralysés par la peur du changement ». (Cf. mon exposé sur la sécurité d'IPv6 à l'ESGI.) S'il fallait synthétiser (la deuxième partie de cette synthèse ne figure pas dans le RFC), je dirais :

  • La sécurité d'IPv6 est quasiment la même qu'en IPv4 (ce qui est logique, il ne s'agit après tout que de deux versions du même protocole). Les grandes questions de sécurité d'IPv4 (usurpation d'adresse source, relative facilité à faire des attaques par déni de service, pas d'authentification ou de confidentialité par défaut) sont exactement les mêmes en IPv6. (C'est une blague courante à l'IETF de dire que si IPv4, l'un des plus grands succès de l'ingéniérie du vingtième siècle, était présenté à l'IESG aujourd'hui, il serait rejeté pour sa trop faible sécurité.)
  • Par contre, en pratique, les solutions techniques d'attaque et de défense, ainsi que les compétences des attaquants et des défenseurs, sont bien plus faibles en IPv6. Pas mal de logiciels « de sécurité » ne gèrent pas IPv6, bien des logiciels de piratage ne fonctionnent qu'en IPv4, les administrateurs système sont déroutés face à une attaque IPv6, et les pirates ne pensent pas à l'utiliser. (Faites l'expérience : configurez un pot de miel SSH en IPv4 et IPv6. Vous aurez plusieurs connexions par jour en IPv4 et jamais une seule en IPv6.) L'un dans l'autre, je pense que ces deux aspects s'équilibrent.

Bon, assez de stratégie, passons maintenant aux problèmes concrets que décrit cette section 10. Elle rappelle des risques de sécurité qui sont exactement les mêmes qu'en IPv4 mais qu'il est bon de garder en tête, ce sont des problèmes fondamentaux d'IP :

  • Communication en clair par défaut, donc espionnage trop facile pour les États, les entreprises privées, les pirates individuels. (Cf. Snowden.)
  • Possibilité de rejouer des paquets déjà passés, ce qui permet certaines attaques. Dans certains cas, on peut modifier le paquet avant de le rejouer, et ça passera.
  • Possibilité de générer des faux paquets et de les injecter dans le réseau.
  • Attaque de l'homme du milieu : une entité se fait passer pour l'émetteur auprès du vrai destinataire, et pour le destinataire auprès du vrai émetteur.
  • Attaque par déni de service, une des plaies les plus pénibles de l'Internet.

En cohérence avec le RFC 2460 (mais pas avec la réalité du terrain), notre RFC recommande IPsec (RFC 4301) comme solution à la plupart de ces problèmes. Hélas, depuis le temps qu'il existe, ce protocole n'a jamais connu de déploiement significatif sur l'Internet public (il est par contre utilisé dans des réseaux privés, par exemple le VPN qui vous permet de vous connecter avec votre entreprise de l'extérieur utilise probablement une variante plus ou moins standard d'IPsec). Une des raisons de ce faible déploiement est la grande complexité d'IPsec, et la complexité pire encore de ses mises en œuvre. En pratique, même si le RFC ne le reconnait que du bout des lèvres, ce sont les protocoles applicatifs comme SSH ou TLS, qui sécurisent l'Internet.

Pour les attaques par déni de service, par contre, aucune solution n'est proposée : le problème ne peut pas forcément se traiter au niveau du protocole réseau.

La différence la plus spectaculaire entre IPv4 et IPv6 est évidemment la taille des adresses. Elle rend le balayage bien plus complexe (mais pas impossible), ce qui améliore la sécurité (l'Internet IPv4 peut être exploré incroyablement vite, par exemple avec masscan, et, si on est trop flemmard pour balayer soi-même, on peut utiliser des balayages déjà faits, par exemple par Shodan ou https://scans.io/). Le RFC 7707 fait une très bonne synthèse de l'état de l'art en matière de balayage IPv6. Par exemple, Shodan, cité plus haut, doit utiliser des techniques assez douteuses pour récolter des adresses IPv6 à examiner.

Et qu'en est-il de la vie privée ? L'argument, largement FUDé, a été beaucoup utilisé contre IPv6. Le RFC note qu'IPv6 a entre autre pour but de rendre inutile l'usage du NAT, dont certaines personnes prétendent qu'il protège un peu les utilisateurs. L'argument est largement faux : le NAT (qui est une réponse à la pénurie d'adresses IPv4, pas une technique de sécurité) ne protège pas contre tout fingerprinting, loin de là. Et, si on veut empêcher les adresses IP des machines du réseau local d'être visibles à l'extérieur, on peut toujours faire du NAT en IPv6, si on veut, ou bien utiliser des méthodes des couches supérieures (comme un relais).

Autre question de vie privée avec IPv6, les adresses IP fondées sur l'adresse MAC. Cette ancienne technique, trop indiscrète, a été abandonnée avec les RFC 4941 et RFC 7721, le premier étant très déployé. Il est curieux de constater que cet argument soit encore utilisé, alors qu'il a perdu l'essentiel de sa (faible) pertinence.

Mais il y avait bien des problèmes de sécurité concrets avec le précédent RFC 2460, et qui sont réparés par ce nouveau RFC :

  • Les « fragments atomiques » ne doivent désormais plus être générés (RFC 8021) et, si on en reçoit, doivent être « réassemblés » par une procédure spéciale (RFC 6946).
  • Les fragments qui se recouvrent partiellement sont désormais interdits (cf. RFC 5722, le réassemblage des fragments en un paquet est déjà assez compliqué et sujet à erreur comme cela).
  • Si le paquet est fragmenté, les en-têtes d'extension doivent désormais tous être dans le premier fragment (RFC 7112).
  • L'en-tête de routage (Routing Header) de type 0, dit « RH0 », est abandonné, il posait trop de problèmes de sécurité (cf. RFC 5095 et RFC 5871).

L'annexe B de notre RFC résume les changements depuis le RFC 2460. Pas de choses révolutionnaires, les changements les plus importantes portaient sur la sécurité, comme listé un peu plus haut (section 10 du RFC). On notera comme changements :

  • [Section 1] Clarification que IPv6 est gros-boutien, comme IPv4 (cf. l'annexe B du RFC 791).
  • [Section 3] Clarification de l'utilisation du « hop limit », décrémenté de 1 à chaque routeur.
  • [Section 4] Clarification du fait qu'un équipement intermédiaire ne doit pas tripoter les en-têtes d'extension (à part évidemment « Hop-by-hop Options »), ni les modifier, ni en ajouter ou retirer, ni même les lire.
  • [Section 4] Le traitement de l'en-tête « Hop-by-hop Options par les routeurs sur le trajet n'est plus obligatoire. Si un routeur est pressé, il peut s'en passer (le RFC suit ainsi la pratique).
  • [Section 4.4] Suppression de l'en-tête de routage de type 0.
  • [Section 4.5] Pas mal de changements sur la fragmentation (un processus toujours fragile !), notamment l'abandon des fragments atomiques.
  • [Section 4.8] Intégration du format unique des éventuels futurs en-têtes d'extension, format initialement présenté dans le RFC 6564.
  • [Section 6] Reconnaissance du fait que « Flow Label » n'était pas réellement bien défini, et délégation de cette définition au RFC 6437.
  • [Section 8.1] Autorisation, dans certains cas bien délimités, d'omission de la somme de contrôle UDP (RFC 6935).
  • Il y a eu également correction de diverses erreurs comme les 2541 (omission sur la définition du « Flow Label ») et 4279 (paquet entrant avec un « Hop Limit » déjà à zéro).

Le projet de mise à jour de la norme IPv6 avait été lancé en 2015 (voici les supports du premier exposé).

D'habitude, je termine mes articles sur les RFC par des informations sur l'état de mise en œuvre du RFC. Mais, ici, il y en a tellement que je vous renvoie plutôt à cette liste. Notez que des tests d'interopérabilité ont été faits sur les modifications introduites par ce nouveau RFC et que les résultats publiés n'indiquent pas de problème.

Parmi les publications récentes sur le déploiement d'IPv6, signalons :


Téléchargez le RFC 8200


L'article seul

RFC 8212: Default External BGP (EBGP) Route Propagation Behavior without Policies

Date de publication du RFC : Juillet 2017
Auteur(s) du RFC : J. Mauch (Akamai), J. Snijders (NTT), G. Hankins (Nokia)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF grow
Première rédaction de cet article le 10 juillet 2017


Ce RFC est très court, mais concerne un problème fréquent sur l'Internet : les fuites de routes BGP. Traditionnellement, un routeur BGP acceptait par défaut toutes les routes, et annonçait par défaut à ses voisins toutes les routes qu'il connaissait. Il fallait une configuration explicite pour ne pas le faire. En cas d'erreur, ce comportement menait à des fuites (RFC 7908). Notre RFC normalise désormais le comportement inverse : un routeur BGP ne doit, par défaut, rien accepter et rien annoncer. Il faut qu'il soit configuré explicitement si on veut le faire.

Avec l'ancien comportement, la configuration de certains routeurs BGP, les plus imprudents, indiquait les pairs avec qui on échangeait de l'information, plus un certain nombre de routes qu'on n'envoyait pas. Si une erreur faisait qu'on recevait tout à coup des routes imprévues, on les acceptait, et on les renvoyait telles quelles, propageant la fuite (RFC 7908). Des cas fameux de fuites ne manquent pas (voir par exemple celle d'un opérateur malaisien). L'idée derrière ce comportement était d'assurer la connectivité du graphe de l'Internet. Aujourd'hui, on est plutôt plus sensibles aux risques de sécurité qu'à ceux de partitionnement du graphe, et les bonnes pratiques demandent depuis longtemps qu'on indique explicitement ce qu'on accepte et ce qu'on envoie. Voyez par exemple les recommandations de l'ANSSI.

En pratique, ce très court RFC ajoute juste deux paragraphes à la norme BGP, le RFC 4271. Dans sa section 9.1, les paragraphe en question disent désormais qu'il ne doit pas y avoir du tout d'exportation ou d'importation de routes, par défaut. Notez donc que cela ne change pas le protocole BGP, juste le comportement local.

Du moment qu'on change le comportement par défaut, il va y avoir un problème de transition (et ce point a soulevé des discussions à l'IETF). Si le logiciel du routeur s'adaptait au nouveau RFC, certains opérateurs seraient bien surpris que leurs routes ne soient tout coup plus annoncées. L'annexe A du RFC recommande une stratégie en deux temps :

  • D'abord introduire une nouvelle option « BGP non sécurisé » qui serait à Vrai par défaut (mais que les opérateurs pourraient changer), ce qui garderait le comportement actuel mais avec un avertissement émis quelque part « attention, vous exportez des routes sans décision explicite »,
  • Ensuite, dans la version suivante du logiciel, faire que cette option soit à Faux par défaut.

Les routeurs Cisco utilisant IOS-XR ont déjà ce comportement.

Et pour finir sur une note d'humour, à une réunion IETF (IETF 97), le projet qui a finalement mené à ce RFC était illustré… de photos de préservatifs. Pratiquez donc le BGP safe, l'Internet vous remerciera.


Téléchargez le RFC 8212


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Les #MercrediFiction de Mastodon, techniques pour les traduire dans d'autres formats

Première rédaction de cet article le 9 juillet 2017


Une des pratiques les plus intéressantes de Mastodon est celle du #MercrediFiction. Le mercredi, des gens écrivent une fiction, a priori en moins de 500 caractères. Plusieurs personnes avaient demandé si on pouvait publier ces pouètes sous d'autres formats (la demande initiale était pour créer un « ebook »). J'ai donc fait un petit programme qui publie les pouètes #MercrediFiction en EPUB et HTML. Cet article, destiné à des programmeurs, explique les choix techniques et quelques problèmes rencontrés. Si vous n'êtes pas programmeur, n'hésitez pas à lire #MercrediFiction quand même !

Même moi, je m'y suis mis à en écrire. Et pour les récupérer ? Premier choix, j'ai décidé d'écrire le code en Python. J'ai utilisé la version 3 de Python (qui n'est pas compatible avec la précédente), la version 2 n'évoluant plus.

Comment récupérer les pouètes ayant le bon mot-croisillon ? La solution évidente est d'utiliser l'API de Mastodon, qui est bien documentée. Mais je la trouve trop compliquée pour mon goût, surtout question authentification (même si ce projet particulier n'a pas besoin d'authentification). J'ai donc décidé de déléguer cette tâche à l'excellent outil en ligne de commande madonctl. Récupérer les pouètes ayant le mot-croisillon #MercrediFiction et les exporter au format JSON se fait simplement avec :

    
% madonctl --output json timeline :MercrediFiction

Je ne sais pas exactement jusqu'où madonctl, ou plutôt l'API de Mastodon qu'il utilise, remonte dans le temps. Je fais donc plusieurs récupérations par jour, et je supprime ensuite les doublons.

Quelle instance utiliser pour récupérer les pouètes ? Dans une fédération, rien ne garantit que deux instances (deux nœuds Mastodon) ont le même contenu. L'algorithme exact qui détermine dans quel cas une instance a reçu un pouète n'est pas, à ma connaissance, documenté (sauf dans le code source, feront remarquer les libristes). Il semble que ce soit à peu près « on récupère les pouètes des gens qui sont sur mon instance, ainsi que ceux repouètés par quelqu'un de mon instance, ainsi que ceux émis par quelqu'un suivi par quelqu'un de mon instance ». Dans ce cas, il est clairement évident qu'il vaut mieux récupérer les pouètes sur une grosse instance, avec plein d'utilisateurs et plein de connexions avec d'autres instances. J'ai choisi Mamot, qui a ces caractéristiques, et est en plus géré par des gens bien.

Une fois le compte mercredifiction@mamot.fr créé, l'appel à madonctl me donne donc les pouètes en JSON. Qu'en faire à la fin de la journée ? (Au passage, le code est évidemment distribué sous une licence libre, et il est visible en https://github.com/bortzmeyer/MercrediFiction.)

Les deux formats que je crée actuellement, EPUB et HTML, utilisent tous les deux XHTML. Il faut donc traduire le JSON en XHTML, ce qui est trivial. J'utilise la bibliothèque officielle de Python pour analyser le JSON et, pour produire le XHTML, le module Yattag, dont le gros intérêt est que le gabarit est lui-même en Python : on n'utilise donc qu'un seul langage. Voici un exemple du code Python+Yattag utilisé pour produire le XHTML :

with tag('head'):
    with tag('link', rel = "stylesheet", type = "text/css", href = "mercredifiction.css"):
        pass
    with tag('title'):
        text("Mercredi Fiction %s" % datestr)
with tag('body'):
    with tag('h1'):
        text("Mercredi Fiction du %s" % formatdate(datestr, short=True))
    

Et le contenu du pouète lui-même ? L'API le distribue en HTML. Mais il y a deux pièges : c'est du HTML et pas du XHTML, et surtout rien ne garantit que l'instance n'enverra que du HTML sûr. Il y a un risque d'injection si on copie ce HTML aveuglément dans le document EPUB ou dans une page Web. Si demain l'instance envoie du JavaScript, on sera bien embêté.

Donc, première chose, traduire le HTML en XHTML. C'est simple, avec le module ElementTree (etree) de lxml :

    
from lxml import etree, html
...
tree = html.fromstring(content)
result = etree.tostring(tree, pretty_print=False, method="xml")
doc.asis(result.decode('UTF-8'))

(La fonction asis vient de Yattag et indique de mettre le contenu tel quel dans le document HTML, sans, par exemple, convertir les > en &gt;.)

Et pour la sécurité ? On utilise un autre module de lxml, Cleaner :

    
from lxml.html.clean import Cleaner
...
cleaner = Cleaner(scripts=True, javascript=True, embedded=True, meta=True, page_structure=True,
                                      links=False, remove_unknown_tags=True,
                                      style=False)

Le code ci-dessus supprime de l'HTML le JavaScript, et plusieurs autres éléments HTML dangereux.

Voilà, on a désormais du XHTML propre et, espérons-le, sûr. Pour produire les pages Web, ça suffit. Mais, pour l'EPUB, c'est un peu plus compliqué. À ma connaissance, le format EPUB ne bénéficie pas d'une norme publique. J'ai donc dû me rabattre sur d'excellentes documentations comme le Epub Format Construction Guide qui explique bien la structure d'un fichier EPUB. Un fichier EPUB est un zip contenant entre autre des fichiers HTML. Le lecteur EPUB typique est bien plus strict que le navigateur Web typique, et il faut donc faire attention à l'HTML qu'on génère. Il faut aussi placer diverses métadonnées, en Dublin Core. En l'absence d'une norme disponible, certaines choses doivent être devinées (par exemple, mettre le fichier CSS dans l'EPUB et le manifeste ne suffit pas, il faut aussi le déclarer dans l'HTML, ou bien le fait que les compteurs du nombre de pages dans la table des matières semblent optionnels). Pour les programmeurs Python, il y a aussi cet exemple en Python.

Si vous écrivez un programme qui produit de l'EPUB, n'oubliez pas de valider l'EPUB produit. Cela peut se faire en ligne de commande avec le programme epubcheck :

% epubcheck mercredifiction-dernier.epub   
Validating using EPUB version 2.0.1 rules.
No errors or warnings detected.
epubcheck completed

Ou cela peut être vérifié en ligne, ce service utilisant le même programme.

Enfin, question EPUB, n'oubliez pas de servir les fichiers EPUB avec le bon type MIME, application/epub+zip, pour que le lecteur d'ebooks soit lancé automatiquement. Sur Apache, ça peut se faire avec la directive AddType application/epub+zip .epub.

Quelques petits détails amusants ou énervants, pour terminer. D'abord, l'API de Mastodon, pour des raisons qui m'échappent complètement (j'ai entendu des explications, mais toutes mauvaises), lorsque le pouète contient des emojis (comme 🌸 ou 🌤), renvoie non pas le caractère Unicode correspondant, mais du texte entre deux-points, par exemple :cherry_blossom: (ces textes viennent du système commercial Emoji One). Il n'y a absolument aucune raison d'utiliser ces séquences de texte. La bogue a été signalée mais pour l'instant sans résultat. J'avais envisagé de faire la conversion moi-même pour #MercrediFiction mais c'est trop complexe, vu la taille de la base des emojis, à moins d'installer le code très compliqué fourni par Emoji One.

Autre limite de la version actuelle de mon service, le fait que les images ne sont pas incluses. Rare sont les pouètes #MercrediFiction qui comportent des images, mais ce serait tout de même sympathique de les gérer proprement. L'EPUB et le HTML devraient sans doute être gérés différemment : dans le premier cas, le lecteur s'attend à un ebook autonome, fonctionnant sans connexion Internet, et il faut donc récupérer les images en local, et les mettre dans le fichier EPUB. Dans le second, il vaut sans doute mieux mettre un lien vers l'image originale (avec toutefois le risque que, si l'hébergement original disparait, on perde l'image).

Notez que récupérer les images présente quelques risques juridiques. En théorie, c'est pareil avec les textes (le droit d'auteur s'applique aux deux, et je dois avouer que je récolte les pouètes sans penser à ce problème) mais, en pratique, le risque de réclamation est plus élevé pour les images (demandez à n'importe quel hébergeur). Pour l'instant, je n'ai pas encore reçu de message d'un juriste me demandant de supprimer tel ou tel pouète.

Le résultat est visible ici. Sinon, il existe un autre service de distribution, dont les sources (également en Python) sont disponibles.


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RFC 8195: Use of BGP Large Communities

Date de publication du RFC : Juin 2017
Auteur(s) du RFC : J. Snijders, J. Heasley (NTT), M. Schmidt (i3D.net)
Pour information
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF grow
Première rédaction de cet article le 1 juillet 2017


Le RFC 8092 a normalisé la notion de « grande communauté » BGP, des données attachées aux annonces de routes, plus grandes que les précédentes « communautés » et permettant donc de stocker davantage d'informations. Ce nouveau RFC explique à quoi peuvent servir ces grandes communautés et donne des exemples d'utilisation. Un document concret, qui ravira les opérateurs réseaux.

Le RFC original sur les communautés BGP était le RFC 1997, et il était accompagné d'un RFC 1998 présentant des cas concrets d'utilisation. C'est la même démarche qui est faite ici, de faire suivre le document de normalisation, le RFC 8092, d'un document décrivant des utilisations dans le monde réel (avec des expériences pratiques décrites à NANOG ou NLnog).

Un petit rappel des grandes communautés, d'abord (section 2 du RFC). Chaque communauté se compose de trois champs de quatre octets chacun. Le premier champ se nomme GA, pour Global Administrator, et sa valeur est le numéro de l'AS qui a ajouté cette communauté (rappelez-vous que les numéros d'AS font désormais quatre octets), ce qui assure l'unicité mondiale des communautés. Les deux autres champs portent les noms peu imaginatifs de Local Data Part 1 et Local Data Part 2. La plupart du temps, on se sert du premier pour identifier une fonction, et du second pour identifier les paramètres d'une fonction. Notez qu'il n'existe pas de standard pour ces deux champs locaux : comme leur nom l'indique, chaque AS les affecte comme il veut. Une même valeur peut donc avoir des significations différentes selon l'AS.

Le RFC contient plusieurs exemples, qui utilisent à chaque fois la même topologie : un transitaire, l'AS 65551, avec un client, l'AS 64497, qui est lui-même transitaire pour les AS 64498 et 64499, qui par ailleurs ont une relation de peering (en épais sur l'image) example-bgp-large-comm.png :

Notre RFC classe les communautés en deux catégories : celles d'information et celles d'action. Les premières servent à distribuer des informations qui ne modifieront pas le comportement des routeurs, mais pourront être utiles pour le déboguage, ou les statistiques. Un exemple est l'ajout d'une communauté pour indiquer dans quel pays on a appris telle route. Elles sont typiquement ajoutées par l'AS qui a défini ces informations, et il mettra donc son numéro d'AS dans le champ GA. Les secondes, les communautés d'action, servent à indiquer une action souhaitée. Elles sont définies par l'AS qui aura à agir, et mises dans le message BGP par un de ses pairs. Un exemple est une communauté pour indiquer à son pair quelle préférence on souhaite qu'il attribue à telle route.

La section 3 donne des exemples de communautés d'information. Le premier est celui où l'AS 66497 marque les routes qu'il a reçues avec une communauté qui indique le pays où la route a été apprise (le code pays utilisé est celui de ISO 3166-1). La fonction a reçu le numéro 1. Donc, la présence dans l'annonce BGP de la communauté 64497:1:528 indique une route apprise aux Pays-Bas, la communauté 64497:1:392 indique le Japon, etc. Le même opérateur peut aussi prévoir une fonction 2 pour indiquer la région (concept plus vaste que le pays), en utilisant les codes M.49 : 64497:2:2 dit que la route a été apprise en Afrique, 64497:2:150 en Europe et ainsi de suite. Rappelez-vous bien que la signification d'une fonction (et donc des paramètres qui suivent) dépend de l'AS (ou, plus rigoureusement, du champ GA). Il n'y a pas de standardisation des fonctions. Si vous voyez une communauté 65551:2:2, cela ne signifie pas forcément que la route vient d'Afrique : l'AS 65551 peut utiliser la fonction 2 pour tout à fait autre chose.

À part l'origine géographique d'une route, il est souvent utile de savoir si la route a été apprise d'un pair ou d'un transitaire. Le RFC donne l'exemple d'une fonction 3 où le paramètre 1 indique une route interne, 2 une route apprise d'un client, 3 d'un pair et 4 d'un transitaire. Ainsi, la communauté 64497:3:2 nous dit que la route vient d'un client de l'AS 64497.

Une même annonce de route peut avoir plusieurs communautés. Une route étiquetée 64497:1:528, 64497:2:150 et 64497:3:3 vient donc d'un pair aux Pays-Bas.

Et les communautés d'action (section 4 du RFC) ? Un premier exemple est celui où on indique à son camarade BGP de ne pas exporter inconditionnellement une route qu'on lui annonce (ce qui est le comportement par défaut de BGP). Mettons que c'est la fonction 4. (Vous noterez qu'il n'existe pas d'espace de numérotation de fonctions distinct pour les communautés d'information et d'action. On sait que la fonction 4 est d'action uniquement si on connait la politique de l'AS en question.) Mettons encore que l'AS 64497 a défini le paramètre comme étant un numéro d'AS à qui il ne faut pas exporter la route. Ainsi, envoyer à l'AS 64497 une route étiquetée 64497:4:64498 signifierait « n'exporte pas cette route à l'AS 64498 ». De la même façon, on peut imaginer une fonction 5 qui utilise pour cette non-exportation sélective le code pays. 64997:5:392 voudrait dire « n'exporte pas cette route au Japon ». (Rappelez-vous que BGP est du routage politique : son but principal est de permettre de faire respecter les règles du business des opérateurs.)

Je me permets d'enfoncer le clou : dans les communautés d'action, l'AS qui ajoute une communauté ne met pas son numéro d'AS dans le champ GA, mais celui de l'AS qui doit agir.

Un autre exemple de communauté d'action serait un allongement sélectif du chemin d'AS. On allonge le chemin d'AS en répétant le même numéro d'AS lorsqu'on veut décourager l'utilisation d'une certaine route. (En effet, un des facteurs essentiels d'une décision BGP est la longueur du chemin d'AS : BGP préfère le plus court.) Ainsi, l'exemple donné utilise la fonction 6 avec comme paramètre l'AS voisin où appliquer cet allongement (prepending). 64497:6:64498 signifie « ajoute ton AS quand tu exportes vers 64498 ».

Quand on gère un routeur BGP multihomé, influencer le trafic sortant est assez simple. On peut par exemple mettre une préférence plus élevée à la sortie vers tel transitaire. Influencer le trafic entrant (par exemple si on veut que le trafic vienne surtout par tel transitaire) est plus délicat : on ne peut pas configurer directement la politique des autres AS. Certains partenaires BGP peuvent permettre de définir la préférence locale (RFC 4271, section 5.1.5), via une communauté. Ici, le RFC donne l'exemple d'une fonction 8 qui indique « mets la préférence d'une route client [a priori une préférence élevée] », 10 une route de peering, 11 de transit et 12 une route de secours, à n'utiliser qu'en dernier recours (peut-être parce qu'elle passe par un fournisseur cher, ou bien de mauvaise qualité). Le paramètre (le troisième champ de la communauté) n'est pas utilisé. Alors, la communauté 64997:12:0 signifiera « AS 64997, mets à cette route la préférence des routes de secours [a priori très basse] ».

Le RFC suggère aussi, si le paramètre est utilisé, de le prendre comme indiquant la région où cette préférence spécifique est appliquée. Par exemple 64997:10:5 demandera à l'AS 64997 de mettre la préférence des routes de peering (10) à tous les routeurs en Amérique du Sud (code 5 de la norme M.49).

Attention, changer la préférence locale est une arme puissante, et sa mauvaise utilisation peut mener à des coincements (RFC 4264).

Dernier exemple donné par notre RFC, les souhaits exprimés à un serveur de routes (RFC 7947). Ces serveurs parlent en BGP mais ne sont pas des routeurs, leur seul rôle est de redistribuer l'information aux routeurs. Par défaut, tout est redistribué à tout le monde (RFC 7948), ce qui n'est pas toujours ce qu'on souhaite. Si on veut une politique plus sélective, certains serveurs de route documentent des communautés que les clients du serveur peuvent utiliser pour influencer la redistribution des routes. Notre RFC donne comme exemple une fonction 13 pour dire « n'annonce pas » (alors que cela aurait été le comportement normal) et une fonction 14 pour « annonce quand même » (si le comportement normal aurait été de ne pas relayer la route). Ainsi, 64997:13:0 est « n'annonce pas cette route par défaut » et 64997:14:64999 est « annonce cette route à l'AS 64999 ».

Vous voudriez des exemples réels ? Netnod avait annoncé que ces grandes communautés étaient utilisables sur leur AS 52005 :

  • 52005:0:0 Do not announce to any peer
  • 52005:0:ASx Do not announce to ASx
  • 52005:1:ASx Announce to ASx if 52005:0:0 is set
  • 52005:101:ASx Prepend peer AS 1 time to ASx
  • 52005:102:ASx Prepend peer AS 2 times to ASx
  • 52005:103:ASx Prepend peer AS 2 times to ASx

On trouve également ces communautés au IX-Denver, documentées ici (sous « Route Server B and C Communities ») ou au SIX (dans leur documentation). Il y a enfin cet exemple à ECIX. (Merci à Job Snijders et Pier Carlo Chiodi‏ pour les exemples.)

Voilà, à vous maintenant de développer votre propre politique de communautés d'information, et de lire la documentation de vos voisins BGP pour voir quelles communautés ils utilisent (communautés d'action).


Téléchargez le RFC 8195


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RFC 8190: Updates to Special-Purpose IP Address Registries

Date de publication du RFC : Juin 2017
Auteur(s) du RFC : R. Bonica (Juniper Networks), M. Cotton (ICANN), B. Haberman (Johns Hopkins University), L. Vegoda (ICANN)
Première rédaction de cet article le 28 juin 2017


Le RFC 6890 avait créé un registre unique des préfixes d'adresses IP « spéciaux ». Ce nouveau RFC met à jour le RFC 6890, précisant et corrigeant quelques points.

Un préfixe « spécial » est juste un préfixe IP dédié à un usage inhabituel, et qui peut nécessiter un traitement particulier. Ainsi, les préfixes 203.0.113.0/24 et 2001:db8::/32 sont dédiés à la documentation, aux cours et exemples et, bien que n'étant pas traités différemment des autres préfixes par les routeurs, ne doivent normalement pas apparaitre dans un vrai réseau. Le RFC 6890 spécifie les deux registres de préfixes spéciaux, un pour IPv4 et un pour IPv6. Mais il y avait une ambiguité dans ce RFC, dans l'usage du terme « global ». Il n'est pas évident à traduire en français. Dans le langage courant, global/globalement, a surtout le sens de « le plus souvent/généralement », alors que, dans le contexte de l'Internet, ce serait plutôt dans le sens « valable pour tout point du globe ». Même en anglais, le terme est polysémique : il peut signifier que l'adresse IP est unique au niveau mondial ou bien il peut signifier que l'adresse est potentiellement joignable mondialement, et qu'un routeur peut donc faire suivre le paquet en dehors de son propre domaine. (La joignabilité effective, elle, dépend évidemment de l'état de BGP.) Le RFC 4291, dans sa section 2.5.4, n'est pas plus clair.

Reprenons l'exemple des préfixes de documentation. Dans les trois préfixes IPv4 de documentation (comme 203.0.113.0/24), les adresses ne sont pas uniques (chacun les alloue comme il veut et, vu le faible nombre d'adresses total, il y aura certainement des collisions) et, de toute façon, n'ont pas de signification en dehors d'un domaine : cela n'a pas de sens de transmettre des paquets ayant de telles adresses à ses partenaires. Pour le préfixe de documentation IPv6, 2001:db8::/32, c'est un peu plus compliqué car les adresses peuvent être quasi-uniques mondialement (si on prend la précaution de les tirer au sort dans le préfixe) mais, de toute façon, n'ont pas vocation à être joignables de partout et on ne transmet donc pas ces paquets à ses voisins.

Bref, notre nouveau RFC choisit d'être plus précis, renommant l'ancien booléen « global » du RFC 6890 en « globally reachable ».

La nouvelle définition (section 2) est donc bien « le paquet ayant cette adresse comme destination peut être transmis par un routeur à un routeur d'un autre domaine (d'un autre opérateur, en pratique) ». La colonne Global du registre est donc remplacée par Globally reachable. Notez qu'il n'y a pas de colonne « Unicité » (une autre définition possible de global).

Cela a nécessité quelques changements supplémentaires dans le registre (toujours section 2), colonne Globally reachable :

  • Le préfixe Teredo 2001::/32 passe de False (les adresses Teredo ne sont pas uniques) à N/A (Not Applicable) car la question de la joignabilité mondiale n'a pas vraiment de sens pour Teredo,
  • Les ULA du RFC 4193 restent à False mais avec une précision en note.

Téléchargez le RFC 8190


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Fiche de lecture : La face cachée d'Internet

Auteur(s) du livre : Rayna Stamboliyska
Éditeur : Larousse
978-2-03-593641-7
Publié en 2017
Première rédaction de cet article le 28 juin 2017


Vous allez peut-être vous dire, en prenant connaissance du sous-titre (« hackers, darkweb, Tor, Anonymous, WikiLeaks, bitcoins… ») et surtout en voyant la couverture un peu tape-à-l'œil, que c'est juste le Nième livre sur les gros méchants cyberaffreux des bas-fonds du réseau, ceux qui font sauter une centrale nucléaire en tapotant sur un smartphone, ceux que le gentil ministre va heureusement bientôt civiliser. Des livres de ce genre, sensationnalistes, bourrés d'erreurs qui amusent les geeks et égarent les lecteurs innocents, il y en a plein. Mais celui-ci est différent :

  • Il est écrit par une auteure qui connait son (ou plutôt ses) sujets,
  • Il ne contient pas d'erreurs (ou alors je ne les ai pas trouvées),
  • Il essaie de tout expliquer sans simplifier et sans prendre le lecteur pour un ahuri.

Le cahier des charges était donc difficile. Les éditions Larousse font des livres à destination du grand public (le célèbre M. Michu). Souvent, « mais c'est pour le grand public » sert d'excuse pour bâcler le travail. Or, cela devrait être le contraire : comme M. Michu n'a pas les connaissances nécessaires pour corriger de lui-même les erreurs, il faut être plus rigoureux et plus précis quand on écrit pour le grand public. L'auteure n'a pas écrit pour toi, lecteur typique de mon blog ou, plutôt, pas que pour toi.

On trouve très peu de livres ayant un cahier des charges analogue. Soit on fait du purement technique, pour informaticiens, soit on fait du Paris Match. C'est ce que j'apprécie le plus dans le travail de Rayna Stamboliyska, l'effort pour être claire et pédagogue, sans être approximative et baratineuse.

Est-ce réussi ? Je vais laisser l·a·e lect·rice·eur en juger. Personnellement, je trouve que le livre est riche, plein d'informations, et que M. Michu va devoir faire un effort pour suivre ces nombreux personnages et ces rebondissements multiples (notamment dans le chapitre sur WikiLeaks). D'autant plus qu'on trouve dans ce livre des choses qu'on s'attend plus à voir dans un ouvrage universitaire (ma préférée est le double espace de numérotation des références, un en romain pour des notes de bas de page, un autre en italique pour la bibliographie à la fin) Mais, justement, je ne pense pas que M. Michu soit un imbécile et demander un travail au lecteur ne me choque pas.

Ah, et puisque j'ai parlé de la bibliographie : recopier à la main des URL est évidemment pénible et provoque souvent des erreurs. Donc, pour accéder aux nombreux textes cités, et pour d'autres raisons, je recommande que vous visitiez le site Web officiel attaché au livre. Quelques autres références :

Avertissement : je suis l'auteur de la préface, et j'ai reçu un exemplaire gratuit. Je ne suis donc pas neutre.

Un dernier mot, pour les programmeurs : il y a deux fautes dans le code en C sur la couverture. Cherchez.


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Les drôles de pratiques BGP d'un opérateur bulgare et d'une université colombienne

Première rédaction de cet article le 26 juin 2017


Aujourd'hui, nous allons un peu regarder un drôle de problème BGP, et en n'utilisant que des sources ouvertes. L'infrastructure de l'Internet est en effet largement ouverte aux investigations.

Alors, d'abord, le premier fait : l'opérateur bulgare Wireless Network Solutions annonçait en BGP un grand nombre de routes assez éloignées de ce qu'on attendrait de lui. L'annonce a cessé le 7 juin mais on peut toujours voir les anciennes annonces dans ce fichier issu de RIPE stat ou directement sur RIPE Stat : announces-as34991.png

Parmi les préfixes annoncés, on trouvait en effet des valeurs comme 168.176.219.0/24. Or, l'AS 34991 est situé en Bulgarie (ici, les données complètes, obtenues via whois). Alors que le préfixe 168.176.219.0/24 fait partie du 168.176.0.0/16 alloué à l'Université nationale de Colombie (ici, les données complètes via whois). Pourquoi donc un opérateur situé dans une petite ville de Bulgarie aurait-il comme client une université à Bogota ? Les liens économiques, historiques, linguistiques ou religieux, entre la Bulgarie et la Colombie semblent faibles. Creusons.

L'Université nationale de Colombie dispose d'un préfixe IPv4 de longueur 16 (cf. les données citées plus haut) mais ne l'annonce pas en BGP. On ne le voit pas sur RIPE stat, ou sur le looking glass de Hurricane Electric. Des sous-préfixes sont annoncés mais pas le /16 complet. Voyons sur RouteViews en telnet :

% telnet route-views.routeviews.org
Trying 2001:468:d01:33::80df:3367...
Connected to route-views.routeviews.org.
...
User Access Verification

Username: rviews

route-views>show ip route 168.176.219.0   
% Subnet not in table

route-views>show ip route 168.176.0.0  
Routing entry for 168.176.0.0/16, 46 known subnets
  Variably subnetted with 7 masks
B        168.176.0.0/18 [20/0] via 66.110.0.86, 2d02h
B        168.176.64.0/19 [20/0] via 66.110.0.86, 2d02h
B        168.176.72.0/22 [20/0] via 66.110.0.86, 2d02h
B        168.176.76.0/24 [20/0] via 66.110.0.86, 2d02h
...
    

Donc, l'université colombienne n'annonce qu'une petite partie de son /16. À une époque où tout le monde souffre de la pénurie d'adresses IPv4, c'est un peu curieux. L'annonce du sous-préfixe 168.176.219.0/24 par l'AS 34991 n'est donc pas un détournement BGP classique comme l'étaient ceux par Telekom Malaysia en 2015 ou bien lors du shunt de 2013. « Aucun préfixe BGP n'a été détourné pour le tournage de ce film. » Néanmoins, il ne semble pas non plus que cette annonce, qui n'a duré que dix jours, ait été légitime, à moins que le campus de Medellín n'ait eu envie pendant dix jours d'être connecté à l'Internet via la Bulgarie ? Une autre hypothèse, qui ne peut être formulée que par des gens pratiquant la méchanceté gratuite, serait que l'université a loué des /24 à des spammeurs bulgares…

Certains ont émis l'hypothèse que l'AS bulgare avait été pris par des méchants, à l'occasion d'une attaque flamant. Une attaque flamant est l'enregistrement d'un domaine qui n'existait pas, pour récupérer le courrier, y compris les demandes d'autorisation, d'un objet dont les contacts utilisaient des domaines disparus, ou mal enregistrés. Un exemple d'attaque flamant pour des TLD est par exemple documentée ici. La (je crois) première description publique date de 2007.

Les contacts techniques et administratifs de l'AS sont en @wirelessnetbg.info. Ils ont été modifiés juste avant les annonces bizarres, et le domaine créé peu de temps avant ces annonces (cf. les données récupérées par whois, le champ Creation Date). Mais rien ne prouve (en tout cas avec des données ouvertes) qu'il y a eu une attaque flamant contre l'AS, bien qu'elle soit possible. Notez enfin que l'entreprise derrière l'AS ne semble pas exister dans le registre des entreprises en Bulgarie.

Merci à Ronald F. Guilmette pour avoir détecté le cas et l'avoir publié, et à Rayna Stamboliyska pour des investigations.


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RFC 8126: Guidelines for Writing an IANA Considerations Section in RFCs

Date de publication du RFC : Juin 2017
Auteur(s) du RFC : M. Cotton (ICANN), B. Leiba (Huawei Technologies), T. Narten (IBM Corporation)
Première rédaction de cet article le 21 juin 2017


Un aspect peu connu du travail de normalisation est la nécessité de tenir des registres de certains paramètres, lorsque la liste de ces derniers n'est pas fixée dans un RFC. Par exemple, les algorithmes publiés dans le DNS pour IPsec ne sont pas définis de manière limitative dans le RFC 4025 mais sont enregistrés dans un registre public. Même chose pour les types de média du RFC 6838, qui ont leur propre registre. Pour les RFC, ces registres sont tenus par l'IANA. Celle-ci ne décide pas quels registres elle doit tenir ni à quelle condition un nouveau paramètre peut y rentrer, elle applique les décisions contenues dans la section IANA Considerations d'un RFC. C'est cette section qui est décrite ici. Ce RFC remplace l'ancien RFC 5226.

Prenons l'exemple du RFC 3315 (DHCP). Sa section 24 contient le texte « This document defines several new name spaces associated with DHCPv6 and DHCPv6 options: Message types, Status codes, DUID and Option codes. IANA has established a registry of values for each of these name spaces, which are described in the remainder of this section. These name spaces will be managed by the IANA and all will be managed separately from the name spaces defined for DHCPv4. ». En application de ce texte, l'IANA a créé le registre DHCPv6 and DHCPv6 options qu'on peut consulter en ligne à https://www.iana.org/assignments/dhcpv6-parameters. Et comment ajoute-t-on des entrées dans ce registre ? En suivant les règles données dans ce même RFC : «  New DHCP option codes are tentatively assigned after the specification for the associated option, published as an Internet Draft, has received expert review by a designated expert [11]. The final assignment of DHCP option codes is through Standards Action, as defined in RFC 2434.  ».

L'intérêt d'avoir une section obligatoire IANA Considerations est de concentrer en un seul endroit les informations nécessaires à l'IANA pour faire son travail. Pour aider les auteurs de RFC à écrire correctement cette section IANA Considerations, notre RFC 8126, qui succède au RFC 5226, pose quelques règles.

La section 1 du RFC décrit le problème général de la gestion d'un espace de nommage (namespace). Tous ces espaces n'ont pas les mêmes caractéristiques. Certains sont très petits (le champ protocole, qui n'a que huit bits soit 256 valeurs possibles, cf. RFC 5237) et doivent donc être gérés avec prudence, certains sont hiérarchiques comme le DNS ou comme les OID et peuvent donc être délégués, certains sont immenses, et peuvent être gérés avec moins de précautions (mais nécessitent quand même des règles, comme expliqué dans la section 1).

Cette même section 1 résume les points essentiels que doit connaitre l'auteur d'un RFC, notamment d'avoir une section dédiée IANA Considerations, et de n'y mettre que ce qui est strictement nécessaire à l'IANA (pas de digressions, pas de détails techniques).

La section 2 est consacrée à la création d'un nouveau registre. Il y a bien des décisions à prendre à ce stade. Par exemple, notre RFC recommande de voir si on ne peut pas faire un registre arborescent, où l'action de l'IANA se limiterait à la racine de ce registre, diminuant ainsi sa charge de travail. (C'est le cas des URN du RFC 8141.)

Si un RFC doit demander une telle création, il doit préciser quelle politique d'enregistrement devra suivre l'IANA. C'est une des parties les plus intéressantes du RFC, notamment sa section 4 qui explique les politiques possibles :

  • Premier Arrivé, Premier Servi (« First Come First Served »), où toute requête est acceptable et est faite dans l'ordre d'arrivée. Les entrées dans le préfixe OID iso.org.dod.internet.private.enterprise sont un bon exemple (https://www.iana.org/assignments/enterprise-numbers mais attention, le registre est lourd à charger). C'est aussi le cas des plans d'URI provisoires (RFC 7595) ou des états de traitement du courrier (RFC 6729). C'est sans doute la plus « libérale » des politiques d'enregistrement. (Il n'y a pas de mécanisme explicite contre les vilains qui enregistreraient plein de valeurs inutiles, avait noté l'examen de sécurité.)
  • Examen par un expert (« Expert review »), comme détaillé plus bas (section 5 du RFC). C'est ainsi que sont gérés les plans des URI permanents du RFC 7595, ou bien les types de méthode d'EAP (RFC 3748, sections 6 et 7.2, notez que Expert review était appelé Designated expert à cette époque).
  • Spécification nécessaire (« Specification required ») où un texte écrit et stable décrivant le paramètre souhaité est nécessaire (ce texte n'est pas forcément un RFC, il y a d'ailleurs une politique « RFC required »). Il faut en outre un examen par un expert, comme dans la politique ci-dessus, l'expert vérifiant que la spécification est claire. Les profils de ROHC (RFC 5795) sont enregistrées sous cette condition. Les utilisations de certificat de DANE (RFC 6698, section 7.2) sont « RFC nécessaire ».
  • Examen par l'IETF (« IETF Review »), l'une des plus « lourdes », puisqu'il faut un RFC « officiel », qui soit passé par l'IESG ou par un groupe de travail IETF (tous les RFC ne sont pas dans ce cas, certains sont des contributions individuelles). C'est la politique des extensions TLS du RFC 6066 (cf. RFC 5246, section 12, qui utilisait encore l'ancien terme de « IETF Consensus »).
  • Action de normalisation (« Standards Action »), encore plus difficile, le RFC doit être sur le chemin des normes et donc avoir été approuvé par l'IESG. C'est le cas par exemple des types de message BGP (RFC 4271, section 4.1), en raison de la faible taille de l'espace en question (un seul octet, donc un nombre de valeurs limité) et sans doute aussi en raison de l'extrême criticité de BGP. C'est aussi la politique pour les options DHCP données en exemple plus haut.
  • Utilisation privée (« Private use ») est une politique possible, qui est en fait l'absence de registre, et donc l'absence de politique de registre : chacun utilise les valeurs qu'il veut. Par exemple, dans le protocole TLS (RFC 5246, section 12), les valeurs 224 à 255 des identifiants numériques du type de certificat sont à usage privé ; chacun s'en sert comme il veut, sans coordination.
  • Utilisation à des fins expérimentales (« Experimental use »), est en pratique la même chose que l'utilisation privée. La seule différence est le but (tester temporairement une idée, cf. RFC 3692). C'est le cas des valeurs des en-têtes IP du RFC 4727.
  • Et il existe encore l'approbation par l'IESG (« IESG approval ») qui est la politique de dernier recours, à utiliser en cas de cafouillage du processus.
  • Et le cas un peu particulier de l'allocation hiérarchique (« Hierarchical allocation ») où l'IANA ne gère que le registre de plus haut niveau, selon une des politiques ci-dessus, déléguant les niveaux inférieurs à d'autres registres. C'est le cas par exemple des adresses IP ou bien sûr des noms de domaine.

Le choix d'une politique n'est pas évident : elle ne doit pas être trop stricte (ce qui ferait souffrir les auteurs de protocoles, confrontés à une bureaucratie pénible) mais pas non plus trop laxiste (ce qui risquerait de remplir les registres de valeurs inutiles, les rendant difficilement utilisables). En tout cas, c'est une des décisions importantes qu'il faut prendre lors de l'écriture d'une spécification.

Notre RFC conseille (sans l'imposer) d'utiliser une de ces politiques (« well-known policies »). Elles ont été testés en pratique et fonctionnent, concevoir une nouvelle politique fait courir le risque qu'elle soit incohérente ou insuffisamment spécifiée, et, de toute façon, déroutera les lecteurs et l'IANA, qui devront apprendre une nouvelle règle.

Parmi les autres points que doit spécifier le RFC qui crée un nouveau registre, le format de celui-ci (section 2.2 ; la plupart des registres sont maintenus en XML, mais même dans ce cas, des détails de syntaxe, comme les valeurs acceptables, peuvent devoir être précisés). Notez que le format n'est pas forcément automatiquement vérifié par l'IANA. Notre RFC recommande également de bien préciser si le registre accepte des caractères non-ASCII (cf. RFC 7564, section 10).

Autre choix à faire dans un registre, le pouvoir de changer les règles (change control). Pour des normes IETF (RFC sur le chemin des normes), c'est en général l'IETF qui a ce pouvoir, mais des registres IANA peuvent être créés pour des protocoles qui ne sont pas gérés par l'IETF et, dans ce cas, le pouvoir peut appartenir à une autre organisation. C'est ainsi que les types de données XML (RFC 7303), comme le application/calendar+xml (RFC 6321) sont contrôlés par le W3C.

La section 3 couvre l'enregistrement de nouveaux paramètres dans un registre existant. C'est elle qui précise, entre autres, que l'IANA ne laisse normalement pas le choix de la valeur du paramètre au demandeur (mais, en pratique, l'IANA est sympa et a accepté beaucoup de demandes humoristiques comme le port TCP n° 1984 pour le logiciel Big Brother...)

La section 6 donne des noms aux différents états d'enregistrement d'une valeur. Le registre note l'état de chaque valeur, parmi ces choix :

  • Réservé à une utilisation privée,
  • Réservé à une utilisation expérimentale,
  • Non affecté (et donc libre),
  • Réservé (non alloué mais non libre, par exemple parce que la norme a préféré le garder pour de futures extensions),
  • Affecté,
  • Utilisation connue, mais non officiellement affecté, ce qui se produit parfois quand un malotru s'approprie des valeurs sans passer par les procédures normales, comme dans le cas du RFC 8093.

Par exemple, si on prend les types de messages BGP, on voit dans le registre que 0 est réservé, les valeurs à partir de 6 sont libres, les autres sont affectées (1 = OPEN, etc).

La section 5 décrit le rôle des experts sur lesquels doit parfois s'appuyer l'IANA. Certains registres nécessitent en effet un choix technique avec l'enregistrement d'un nouveau paramètre et l'IANA n'a pas forcément les compétences nécessaires pour cette évaluation. Elle délègue alors cette tâche à un expert (designated expert, leur nom est noté à côté de celui du registre). Par exemple, pour le registre des langues, défini par le RFC 5646, l'expert actuel est Michael Everson. Ce registre utilise également une autre possibilité décrite dans cette section, une liste de discussion qui sert à un examen collectif des requêtes (pour le registre des langues, cette liste est ietf-languages@iana.org). La section 5.1 discute des autres choix qui auraient pu être faits (par exemple un examen par le groupe de travail qui a créé le RFC, ce qui n'est pas possible, les groupes de travail IETF ayant une durée de vie limitée). Elle explique ensuite les devoirs de l'expert (comme la nécessité de répondre relativement rapidement, section 5.3, chose qui est loin d'être toujours faite).

Enfin, diverses questions sont traitées dans la section 9, comme la récupération de valeurs qui avaient été affectées mais qui ne le sont plus (le RFC 3942 l'avait fait mais c'est évidemment impossible dès que les paramètres en question ont une... valeur, ce qui est le cas entre autres des adresses IP).

Bien que la plupart des allocations effectuées par l'IANA ne sont guère polémiques (à l'exception des noms de domaine et des adresses IP, qui sont des sujets très chauds), notre RFC 8126 prévoit une procédure d'appel, décrite en section 10. Cela n'a pas suffit à régler quelques cas pénibles comme l'enregistrement de CARP.

Ce RFC 8126 remplace le RFC 5226. Les principaux changements sont détaillés dans la section 14.1 :

  • Moins de texte normatif style RFC 2119, puisqu'il ne s'agit pas de la description d'un protocole,
  • Meilleure description des registres hiérarchiques,
  • Ajout d'une partie sur le pouvoir de changer les règles (change control),
  • Ajout de la possibilité de fermer un registre,
  • Ajout de la section 8 sur le cas de RFC qui remplacent un RFC existant,
  • Etc.

Notez que notre RFC est également complété en ligne par des informations plus récentes.

Les relations entre l'IETF et l'IANA sont fixées par le MOU contenu dans le RFC 2860. À noter que tout n'est pas couvert dans ce RFC, notamment des limites aux demandes de l'IETF. Que se passerait-il par exemple si l'IETF demandait à l'IANA, qui ne facture pas ses prestations, de créer un registre de milliards d'entrées, très dynamique et donc très coûteux à maintenir ? Pour l'instant, l'IANA ne peut pas, en théorie, le refuser et la question s'est parfois posée à l'IETF de savoir si tel ou tel registre n'était pas trop demander.

Puisque l'IANA est un acteur important de l'Internet, rappelons aussi que, bien que la fonction de l'IANA soit actuellement assurée par l'ICANN, la tâche de gestion des protocoles et des registres n'a rien à voir avec les activités, essentiellement politiciennes, de l'ICANN. La « fonction IANA » (création et gestion de ces registres) est formellement nommée IFO (IANA Functions Operator) ou IPPSO (IANA Protocol Parameter Services Operator) mais tout le monde dit simplement « IANA ».


Téléchargez le RFC 8126


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Sur une panne DNS, et sur les leçons à en tirer (BNP Paribas)

Première rédaction de cet article le 20 juin 2017
Dernière mise à jour le 22 juin 2017


Ce matin du 20 juin, plein de messages sur les réseaux sociaux pour se plaindre d'une impossibilité d'accéder aux services en ligne de BNP Paribas. Le CM a bien du mal à répondre à tout le monde. À l'origine de cette panne, un problème DNS. Que s'est-il passé et pourquoi ?

Les noms de domaine utilisés par BNP Paribas sont tous dans le TLD .bnpparibas. On peut facilement vérifier que ce TLD va bien (un seul serveur ne répond pas) :

% check-soa -i bnpparibas
a0.nic.bnpparibas.
	2a01:8840:3e::9: OK: 1000002072 (241 ms)
	65.22.64.9: OK: 1000002072 (91 ms)
a2.nic.bnpparibas.
	65.22.67.9: OK: 1000002072 (3 ms)
	2a01:8840:41::9: OK: 1000002072 (3 ms)
b0.nic.bnpparibas.
	2a01:8840:3f::9: OK: 1000002072 (19 ms)
	65.22.65.9: OK: 1000002072 (27 ms)
c0.nic.bnpparibas.
	2a01:8840:40::9: OK: 1000002072 (21 ms)
	65.22.66.9: ERROR: read udp 10.10.86.133:33849->65.22.66.9:53: i/o timeout
    

Mais c'est en dessous qu'il y a des problèmes. En raison de règles ICANN absurdes, les noms publiés sont tous des sous-domaines de .bnpparibas, délégués à deux serveurs de noms :


% dig @a2.nic.bnpparibas. NS mabanqueprivee.bnpparibas
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 51136
...
;; AUTHORITY SECTION:
mabanqueprivee.bnpparibas. 86400 IN NS sns5.bnpparibas.net.
mabanqueprivee.bnpparibas. 86400 IN NS sns6.bnpparibas.net.
...
;; SERVER: 2a01:8840:41::9#53(2a01:8840:41::9)
;; WHEN: Tue Jun 20 09:55:22 CEST 2017

    

Et, de ces deux serveurs de noms, l'un n'existe pas, l'autre est en panne (ou bien victime d'une attaque par déni de service) :

% check-soa -i -ns sns5.bnpparibas.net\ sns6.bnpparibas.net mabanqueprivee.bnpparibas
sns5.bnpparibas.net.
	159.50.249.65: ERROR: read udp 10.10.86.133:57342->159.50.249.65:53: i/o timeout
sns6.bnpparibas.net.
	Cannot get the IPv4 address: NXDOMAIN
    

On peut aussi tester avec dig, si vous préférez :


% dig @sns5.bnpparibas.net. NS mabanquepro.bnpparibas

; <<>> DiG 9.10.3-P4-Debian <<>> @sns5.bnpparibas.net. NS mabanquepro.bnpparibas
; (1 server found)
;; global options: +cmd
;; connection timed out; no servers could be reached

% dig @sns6.bnpparibas.net. NS mabanquepro.bnpparibas
dig: couldn't get address for 'sns6.bnpparibas.net.': not found

    

C'est assez étonnant. Un des deux serveurs n'existe même pas dans le DNS. D'après DNSDB, il n'a même jamais existé ! Tous les noms de BNP Paribas (mabanqueprivee.bnpparibas, mabanquepro.bnpparibas, etc) dépendaient donc d'un seul serveur, qui a défailli ce matin.

Résultat, les utilisateurs ne pouvaient pas résoudre le nom en adresse et donc pas accéder au site Web ou à l'API. On le voit avec les sondes RIPE Atlas :

% atlas-resolve -r 100 mabanqueprivee.bnpparibas.
[ERROR: SERVFAIL] : 48 occurrences 
[TIMEOUT(S)] : 50 occurrences 
Test #8925333 done at 2017-06-20T07:55:45Z
    

La reprise a été partielle (plusieurs serveurs anycastés ? Attaque par déni de service qui se calme ?), un peu plus tard, on voit que certaines sondes réussissaient :

    
% atlas-resolve -r 100 mabanquepro.bnpparibas.
[159.50.188.21] : 3 occurrences 
[ERROR: SERVFAIL] : 51 occurrences 
[TIMEOUT(S)] : 40 occurrences 
Test #8925337 done at 2017-06-20T07:58:24Z

Pour le serveur inexistant, l'explication m'a été donnée par un anonyme (que je remercie beaucoup) : le vrai nom est sns6.bnpparibas.FR (et pas .NET). Ce serveur existe bien, répond, et fait en effet autorité pour les zones de la banque. Lors de la délégation de la plupart des sous-domaines, c'est simplement un mauvais nom qui a été indiqué !

Tout ceci n'est pas très conforme aux bonnes pratiques (telles qu'elles sont régulièrement rappelées, par exemple, dans le rapport annuel sur la résilience de l'Internet français) :

  • Deux serveurs DNS faisant autorité, ce n'est en général pas assez (surtout si un des deux n'existe en fait pas),
  • Les serveurs doivent être supervisés. Icinga ou Zabbix auraient prévenu depuis longtemps qu'un des deux serveurs ne marchait pas.
  • Les configurations DNS doivent être testées, par exemple avec Zonemaster.
  • Le TTL renvoyé par le serveur, lorsqu'il marche, est de seulement 30 secondes. C'est très insuffisant. En cas de panne imprévue, il faut facilement plusieurs heures pour réparer (l'essentiel du temps étant consacré à paniquer en criant).

Notez que, deux jours après la panne, rien n'a été réparé :

  • Les zones n'ont toujours qu'un seul serveur (celui inexistant ne comptant évidemment pas),
  • En prime, l'unique serveur répond incorrectement (il accepte les requêtes DNS de type A mais pas celles de types NS ou SOA).

Ces erreurs sont clairement visible sur les programmes de test DNS comme Zonemaster ou bien DNSviz.


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Sur la communication quantique (et les exagérations)

Première rédaction de cet article le 19 juin 2017


Dans un article publié dans Science, un groupe de chercheurs annonce avoir réussi à transporter des photons intriqués sur plus de mille kilomètres. Mais ce n'est pas cette avancée scientifique intéressante que je veux commenter, mais les grossières exagérations avec lesquelles elle a été annoncée, notamment la promesse ridicule que la communication quantique allait donner un Internet plus sûr, voire un « Internet inviolable » (comme dit dans l'article sensationaliste de l'Express).

L'article en question promet en effet, outre l'Internet inviolable, de la téléportation, des « ordinateurs dotés d'une puissance de calcul sans commune mesure avec les plus puissantes machines actuelles » et même « un Internet basé à l'avenir sur les principes de la physique quantique ». Revenons au monde réel. L'article originel est bien plus modeste. (Au passage, il n'est pas disponible en ligne, car où irait-on si tout le monde pouvait accéder facilement aux résultats scientifiques ? Heureusement, on le trouve sur Sci-Hub, qu'on ne remerciera jamais assez.) Les auteurs ont réussi à transmettre des photons intriqués sur une distance plus grande que ce qui avait été fait avant. Beau résultat (l'opération est très complexe, et est bien décrite dans leur article) mais en quoi est-ce que ça nous donne un Internet inviolable ? L'idée est que la communication quantique est à l'abri de l'écoute par un tiers, car toute lecture, même purement passive, casserait l'intrication et serait facilement détectée. Sa sécurité est donc physique et non plus algorithmique. La NSA serait donc réduite au chômage ? C'est en tout cas ce que promet l'Express…

Il y a plusieurs raisons pour lesquelles cette promesse est absurde. La plupart de ces raisons découlent d'un fait simple que le journaliste oublie complètement dans son article : la communication de point à point n'est qu'une partie du système technique complexe qui permet à Alice et Bob de s'envoyer des messages de manière sécurisée. Si on ne considère pas la totalité de ce système, on va se planter. D'abord, citons « l'argument de Schneier », écrit il y a plus de huit ans et toujours ignoré par les vendeurs de solutions quantiques : la communication quantique ne sert à rien, pas parce qu'elle ne marche pas (au contraire, les progrès sont importants) mais parce qu'elle sécurise ce qui était déjà le maillon le plus fort du système. Quant on veut surveiller les gens, la plupart du temps, on ne va pas casser la cryptographie qui les protège. On va faire plus simple : exploiter une faille du protocole de communication, ou une bogue du logiciel qui le met en œuvre, ou tout simplement récupérer l'information à une des deux extrêmités (il ne sert à rien de faire de la communication quantique avec Google si Google fournit toutes vos données à la NSA). Avant de remplacer la cryptographie classique, il faudrait déjà sécuriser tous ces points. Autrement, le surveillant et l'espion, qui sont des gens rationnels, continueront à attaquer là où la défense est faible. Déployer de la communication quantique, c'est comme utiliser un camion blindé pour transmettre de l'argent entre deux entrepôts dont les portes ne ferment pas à clé. (C'est d'autant plus important que la communication quantique n'est pas de bout en bout : elle n'arrive pas jusqu'aux PC d'Alice et Bob.)

Et ce n'est pas la seule faiblesse de la communication quantique. La plus importante, à mon avis, est qu'elle n'authentifie pas. Vos messages ne peuvent pas être interceptés mais vous ne pouvez pas être sûr de savoir à qui vous parlez. Vous avez une communication sécurisée avec… quelqu'un, c'est tout. Cela rend la communication quantique très vulnérable à l'attaque de l'Homme du Milieu. Il existe bien sûr des remèdes contre cette attaque, mais tous dépendent de la cryptographie classique, avec ses faiblesses.

En parlant de cryptographie classique, notons aussi que la communication quantique est limitée à la distribution de clés. Vous avez toujours besoin d'un algorithme classique (comme AES) pour chiffrer.

Autre limite de la communication quantique : elle protège le canal, pas les données. Une fois les données « au repos » (sur les disques durs des ordinateurs d'Alice et Bob), elles sont aussi vulnérables qu'avant. Un piratage avec fuite de données (comme Ashley Madison, Yahoo, Sony…) se ferait aussi bien avec communication quantique que sans.

Qu'y avait-il encore comme promesses dénuées de sens dans l'article de l'Express ? Ah, oui, « des ordinateurs dotés d'une puissance de calcul sans commune mesure avec les plus puissantes machines actuelles ». Ici, il semble que l'auteur ait confondu la communication quantique avec le calcul quantique, qui n'a rien à voir. Et quant à la téléportation, elle relève plus de la science-fiction : l'expérience décrite dans Science n'a rien à voir avec de la téléportation, même limitée.

Voilà, comme d'habitude, on a une avancée scientifique réelle, décrite dans un article sérieux mais que personne ne lira, sur-vendue dans un dossier de presse aguicheur, lui-même repris sans critique et sans vérification dans de nombreux médias. Vu l'information reçue par les citoyens ordinaires, il n'est pas étonnant que la sécurité informatique soit actuellement si mauvaise.


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dnstap, un journal de l'activité d'un serveur DNS

Première rédaction de cet article le 8 juin 2017


Comment voir en temps réel l'activité d'un serveur DNS, les requêtes qu'il reçoit et les réponses qu'il envoie ? Il existe plusieurs méthodes, cet article présent rapidement la plus récente, dnstap.

Est-ce que je présente d'abord dnstap, ou d'abord les autres solutions, afin d'expliquer leurs faiblesses et de dire pourquoi dnstap a été développé ? Je choisis d'être positif et de commencer par les bonnes choses : dnstap, ce qu'il fait, et comment.

dnstap est un moyen d'obtenir un flux d'informations de la part d'un serveur DNS (qu'il s'agisse d'un résolveur ou bien d'un serveur faisant autorité). Le serveur doit être modifié pour journaliser son activité, et configuré ensuite pour émettre un flux dnstap. Typiquement, ce flux est envoyé vers une prise Unix, où un lecteur dnstap l'attendra pour stocker ce flux, ou pour le formater et l'afficher joliment. Ce flux est encodé en Protocol Buffers, eux-mêmes transportés dans des Frame Streams.

C'est pas assez concret ? OK, alors jouons un peu avec un résolveur DNS, Unbound. On le configure ainsi :

 dnstap:
    dnstap-enable: yes
    dnstap-socket-path: "/var/run/unbound/dnstap.sock" 
    dnstap-send-identity: yes
    dnstap-send-version: yes
    dnstap-log-resolver-response-messages: yes
    dnstap-log-client-query-messages: yes
    

(Les quatre dernières lignes sont optionnelles. Ici, avec les deux dernières lignes, on ne journalise qu'une partie des requêtes et des réponses.) Et on relance le serveur. Il va dire quelque chose comme :

[1496927690] unbound[32195:0] notice: attempting to connect to dnstap socket /var/run/unbound/dnstap.sock
[1496927690] unbound[32195:0] notice: dnstap identity field set to "gpd-01"
[1496927690] unbound[32195:0] notice: dnstap version field set to "unbound 1.5.10"
[1496927690] unbound[32195:0] notice: dnstap Message/RESOLVER_RESPONSE enabled
[1496927690] unbound[32195:0] notice: dnstap Message/CLIENT_QUERY enabled
    

Si on l'interroge (par exemple avec dig), le serveur DNS va envoyer les messages dnstap à la prise, ici /var/run/unbound/dnstap.sock. Pour les lire, on va utiliser le client en ligne de commande dnstap :

% dnstap -q -u /var/run/unbound/dnstap.sock     
...
15:17:09.433521 CQ ::1 UDP 41b "witches.town." IN A
...
15:18:23.050690 CQ ::1 UDP 52b "fete.lutte-ouvriere.org." IN A
15:18:23.055833 RR 2001:4b98:abcb::1 UDP 147b "fete.lutte-ouvriere.org." IN A
    

Pour la première requête, l'information était dans le cache (la mémoire) du résolveur DNS. Il n'y a donc eu qu'une seule requête, depuis dig vers le résolveur (CQ = Client Query). Dans le second cas, la réponse ne se trouvait pas dans le cache, notre résolveur a dû aller demander à un serveur faisant autorité pour le domaine (en l'occurrence le serveur 2001:4b98:abcb::1, dont on voit la réponse au résolveur).

Si le cache est froid (le résolveur vient de démarrer), on verra que le résolveur devra faire plein d'autres requêtes (« requêtes tertiaires », dit le RFC 7626), ici, on a demandé www.sinodun.com, et le résolveur devra trouver les adresses IP des serveurs de .com (les serveurs de la racine étaient déjà connus, ici, c'est le serveur I.root-servers.net qui a répondu) :

11:47:39.556098 CQ ::1 UDP 44b "www.sinodun.com." IN A
11:47:39.560778 RR 192.36.148.17 UDP 1097b "." IN NS
11:47:39.598590 RR 192.112.36.4 UDP 867b "www.sinodun.com." IN A
11:47:39.605212 RR 2001:500:9f::42 UDP 852b "m.gtld-servers.net." IN AAAA
11:47:39.611999 RR 2001:503:a83e::2:30 UDP 789b "m.gtld-servers.net." IN AAAA
11:47:39.611999 RR 199.7.91.13 UDP 852b "l.gtld-servers.net." IN AAAA
11:47:39.611999 RR 192.35.51.30 UDP 789b "j.gtld-servers.net." IN AAAA
11:47:39.616442 RR 192.35.51.30 UDP 771b "av4.nstld.com." IN A
11:47:39.618318 RR 192.12.94.30 UDP 771b "av1.nstld.com." IN A
11:47:39.619118 RR 192.26.92.30 UDP 517b "www.sinodun.com." IN A
11:47:39.620192 RR 192.82.134.30 UDP 286b "av4.nstld.com." IN A
11:47:39.625671 RR 192.82.134.30 UDP 115b "m.gtld-servers.net." IN AAAA
11:47:39.628389 RR 192.54.112.30 UDP 789b "f.gtld-servers.net." IN AAAA
11:47:39.628974 RR 192.54.112.30 UDP 789b "d.gtld-servers.net." IN AAAA
    

Et si je veux voir les réponses, pas seulement les questions ? Demandons à dnstap d'être plus bavard :

% dnstap -y -u /var/run/unbound/dnstap.sock           
type: MESSAGE
identity: "gpd-01"
version: "unbound 1.5.10"
message:
  type: CLIENT_QUERY
  query_time: !!timestamp 2017-06-08 13:24:56.664846
  socket_family: INET6
  socket_protocol: UDP
  query_address: ::1
  query_port: 52255
  query_message: |
    ;; opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 32133
    ;; flags: rd ad; QUERY: 1, ANSWER: 0, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
    
    ;; QUESTION SECTION:
    ;www.kancha.de.	IN	 A
    
    ;; ADDITIONAL SECTION:
    
    ;; OPT PSEUDOSECTION:
    ; EDNS: version 0; flags: do; udp: 4096
---
type: MESSAGE
identity: "gpd-01"
version: "unbound 1.5.10"
message:
  type: RESOLVER_RESPONSE
  query_time: !!timestamp 2017-06-08 13:24:56.664838
  response_time: !!timestamp 2017-06-08 13:24:56.697349
  socket_family: INET
  socket_protocol: UDP
  response_address: 85.13.128.3
  response_port: 53
  query_zone: "kancha.de."
  response_message: |
    ;; opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 6700
    ;; flags: qr aa; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
    
    ;; QUESTION SECTION:
    ;www.kancha.de.	IN	 A
    
    ;; ANSWER SECTION:
    www.kancha.de.	7200	IN	A	85.13.153.248
    
    ;; ADDITIONAL SECTION:
    
    ;; OPT PSEUDOSECTION:
    ; EDNS: version 0; flags: do; udp: 1680
---
    

(Eh oui, c'est du YAML.) Notons quelques points importants :

  • C'est le client dnstap pas le résolveur DNS, qui formate ce résultat comme il veut. On peut donc écrire d'autres clients dnstap, qui feraient autre chose avec les données (calculer des résultats agrégés, présenter comme tcpdump, etc). C'est une propriété importante de dnstap : le serveur journalise, le client dnstap en fait ce qu'il veut.
  • dnstap permet d'ajouter des informations qui n'apparaissent à aucun moment dans la requête ou dans la réponse. C'est le cas de query_zone, qui indique le bailliage (la zone d'où vient l'information sur ce nom) ou des temps de réponse.

Bon, maintenant, quelques petits détails techniques sur ce qu'il a fallu faire pour obtenir cela. D'abord, Unbound, sur presque tous les systèmes, a été compilé sans dnstap, probablement pour ne pas ajouter une dépendance supplémentaire (vers les Protocol Buffers). Si vous essayez de configurer Unbound pour dnstap, vous aurez un « fatal error: dnstap enabled in config but not built with dnstap support ». Il faut donc le compiler soi-même, avec l'option --enable-dnstap. Cela nécessite d'installer Protocol Buffers et Frame Streams (paquetages Debian libprotobuf-c-dev et libfstrm-dev).

Quant au client dnstap, celui utilisé est écrit en Go et nécessite d'installer le paquetage golang-dnstap :

% go get github.com/dnstap/golang-dnstap
% go install github.com/dnstap/golang-dnstap/dnstap

Quelles sont les autres mises en œuvre dont on dispose ? Le serveur DNS faisant autorité Knot a dnstap (mais ce n'est pas le cas du résolveur du même nom). Le serveur BIND peut également être compilé avec dnstap (testé avec la 9.11.1). Comme client, il existe aussi un client fondé sur ldns (paquetage Debian dnstap-ldns).

Enfin, pour terminer, voyons les autres solutions qui existent pour afficher ce que fait le serveur DNS. La plus évidente est de demander au serveur de journaliser lui-même. Avec le formatage des données, cela peut imposer une charge sévère au serveur, alors qu'un serveur DNS doit rester rapide, notamment en cas d'attaque par déni de service (avec dnstap, le formatage à faire est minime, vu l'efficacité des Protocol Buffers). Comme le note la documentation d'Unbound, « note that it takes time to print these lines which makes the server (significantly) slower ». Mais il y a une autre limite : on ne peut voir que les requêtes, pas les réponses, ni les requêtes tertiaires.

Avec Unbound, cela se configure ainsi :

    
     log-queries: yes

Et, si on demande le MX de sonic.gov.so, on obtient :

Jun 08 15:53:01 unbound[2017:0] info: ::1 sonic.gov.so. MX IN
  

Avec BIND, c'est :

  
08-Jun-2017 16:22:44.548 queries: info: client @0x7f71d000c8b0 ::1#39151 (sonic.gov.so): query: sonic.gov.so IN MX +E(0)D (::1)

Une autre solution pour voir le trafic DNS, et celle que je recommandais avant, est de sniffer le trafic réseau et de l'analyser. Il vaut mieux ne pas faire cela sur le serveur, que cela peut ralentir, mais sur une autre machine, avec du port mirroring pour envoyer une copie du trafic à la machine d'observation. Cette technique a le gros avantage de n'imposer absolument aucune charge au serveur. Mais elle a quatre défauts :

  • Il faut réassembler les réponses fragmentées, phénomène relativement fréquent avec le DNS, où les données peuvent dépasser la MTU et où l'utilisation d'UDP fait que la couche transport ne découpe pas les données.
  • Il faut reconstituer le trafic TCP, qui se retrouve réparti en plusieurs paquets. Avec le RFC 7766, l'utilisation de TCP deviendra sans doute de plus en plus fréquente pour le DNS.
  • Enfin, si le trafic est chiffré (RFC 7858), le sniffer est aveugle.
  • Certaines choses (comme la bailliage) ne se voient pas du tout dans le trafic, seul le serveur les connait.

Les trois premières raisons sont relativement récentes (autrefois, on ne chiffrait pas, on n'utilisait pas TCP, et les données étaient plus petites) et justifient le retour à un système où le serveur va devoir faire une partie du travail.


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RFC 8179: Intellectual Property Rights in IETF Technology

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : Scott Bradner (Harvard University), Jorge Contreras (University of Utah)
Première rédaction de cet article le 1 juin 2017


L'appropriation intellectuelle est partout et donc logiquement aussi dans les organismes de normalisation comme l'IETF. C'est l'objet de ce RFC, qui remplace les RFC 3979 et RFC 4879 sur les questions de brevets (nommées, à tort, questions de « propriété intellectuelle », alors que les brevets ne sont pas la même chose que les copyrights, traités dans le RFC 5378).

Donc, sur quels principes repose la politique de l'IETF au sujet des brevets ? L'idée de base est de s'assurer que l'IETF disposera d'information sur les brevets pouvant s'appliquer à une norme donnée, de façon à pouvoir prendre une décision en toute connaissance de cause. Il n'y a par contre pas de mécanisme automatique de décision, par exemple « Ne jamais normaliser des technologies brevetées ». En effet, compte-tenu du fait que l'écrasante majorité des brevets logiciels est futile, enregistrée uniquement parce que les organismes de brevetage ont un intérêt financier à accepter tout et n'importe quoi, une telle politique mènerait à ne rien pouvoir normaliser.

En pratique, tout ce RFC 8179 pourrait donc se résumer à « Tout participant à l'IETF qui connait ou devrait connaitre un brevet pouvant s'appliquer à une technique en cours de discussion doit en informer l'IETF ». C'est tout. Mais il y a quelques détails pratiques.

D'abord, il faut rappeler que ce sont officiellement des individus qui participent à l'IETF, pas des sociétés. Donc l'obligation s'applique à ces individus et ils ne peuvent pas y échapper en prétendant que leur compagnie leur interdit de réveler un brevet sous-marin (brevet sur lequel on fait peu de publicité, pour le ressortir une fois que la technique brevetée a été largement adoptée). Ensuite, le RFC définit ce que signifie contribuer à l'IETF (section 1). Par exemple, écrire sur une liste de diffusion d'un groupe de travail est une contribution. Cette règle est régulièrement rappelée par le fameux Note Well.

La section 1 définit formellement bien d'autres choses. Un concept essentiel mais souvent oublié est le Reasonably and personally known. Il désigne une information que le participant connait ou devrait connaitre, vu sa position dans l'entreprise qui l'emploie. L'idée est que le participant IETF n'est pas obligé de chercher activement dans le portefeuille de brevets de son entreprise, que l'obligation ne s'applique qu'à ce qu'il connait forcément, depuis son poste. Le but de l'ajout reasonably est d'éviter qu'une entreprise ne dissimule un brevet à ses propres employés.

Les principes sont donc :

  • L'IETF ne va pas chercher à déterminer si un brevet est futile ou pas (cela peut être un très gros travail, la plupart des brevets étant rédigés en termes délibérement incompréhensibles),
  • L'IETF peut normaliser ou pas une technique brevetée, il n'y a pas de refus systématique,
  • Pour pouvoir néanmoins savoir où on va, l'IETF a besoin d'information et c'est de là que découle l'exigence de divulgation des brevets, la principale obligation concrète de ce RFC 8179.

La section 3 rentre dans le concret, même si elle commence par un bel exercice de langue de bois (« The intent is to benefit the Internet community and the public at large, while respecting the legitimate rights of others. »). C'est elle qui impose que le contributeur à l'IETF ait bien divulgué tous les brevets qu'il connaissait « raisonnablement ». Outre le brevet lui-même, il peut y avoir une licence associée (un droit d'utiliser la technologie brevetée, sous certaines conditions). Si le détenteur du brevet n'indique pas de licence, l'IETF peut poliment lui demander. La licence (RAND, FRAND, RANDZ - c'est-à-dire gratuite …) sera évidemment un des éléments sur lesquels les participants à l'IETF fonderont leur position (cf. RFC 6410).

La section 4 indique ce que l'IETF va en faire, de ces divulgations (nommées « IPR [Intellectual Property Rights] disclosures ») : indication du fait qu'il existe des brevets pouvant s'y appliquer et publication de ces divulgations en http://www.ietf.org/ipr/. Par exemple, Verisign a un brevet (brevet états-unien 8,880,686, et la promesse de licence de Verisign) qu'ils prétendent valable, et dont ils affirment qu'il couvre la technique décrite dans le RFC 7816. (Sur la page officielle du RCF, c'est le lien « Find IPR Disclosures from the IETF ».) L'IETF (ou l'IAB, ou l'ISOC ou autre) n'ajoutera aucune appréciation sur la validité du brevet, ou sur les conditions de licence. Une telle appréciation nécessiterait en effet un long et coûteux travail juridique.

La note d'information n'est plus à inclure dans chaque RFC comme c'était autrefois le cas. Elle est désormais dans le IETF Trust Legal Provisions (version de 2015 : « The IETF Trust takes no position regarding the validity or scope of any Intellectual Property Rights or other rights that might be claimed to pertain to the implementation or use of the technology described in any IETF Document or the extent to which any license under such rights might or might not be available; nor does it represent that it has made any independent effort to identify any such rights. »). Comme exemple d'un brevet abusif, on peut citer la divulgation #1154, qui se réclame d'un brevet sur les courbes elliptiques qui s'appliquerait à tous les RFC parlant d'un protocole qui peut utiliser ces courbes, comme le RFC 5246.

Les divulgations ne sont pas incluses dans les RFC eux-mêmes (section 10) car elles peuvent évoluer dans le temps alors que le RFC est stable. Il faut donc aller voir ces « IPR disclosures » en ligne sur http://www.ietf.org/ipr/.

Les divulgations sont-elles spécifiées plus en détail ? Oui, en section 5. La 5.1 précise qui doit faire la divulgation (le participant, en tant que personne physique), la section 5.2 donne les délais (« aussi vite que possible »), la section 5.4.3 rappelle que la divulgation doit être précise et qu'un contributeur ne peut pas se contenter de vagues généralités (« blanket disclosure »). Le tout est aussi mis en ligne, en http://www.ietf.org/ipr-instructions.

Et si un tricheur, comme la société RIM, ne respecte pas cette obligation de divulgation ? La section 6 ne prévoit aucune dérogation : si, par exemple, une société empêche ses employés de divulguer les brevets, ces employés ne doivent pas participer à l'IETF (« tu suis les règles, ou bien tu ne joues pas »). Tout participant à l'IETF est censé connaitre cette règle (section 3.3). Le RFC 6701 liste les sanctions possibles contre les tricheurs et le RFC 6702 expose comment encourager le respect des règles.

Bien, donc, arrivé là, l'IETF a ses informations et peut prendre ses décisions. Sur la base de quelles règles ? La section 7 rappelle le vieux principe qu'une technique sans brevets est meilleure ou, sinon, à la rigueur, une technique où le titulaire des brevets a promis des licences gratuites. Mais ce n'est pas une obligation, l'IETF peut choisir une technologie brevetée, même sans promesses sur la licence, si cette technologie en vaut la peine.

La seule exception concerne les techniques de sécurité obligatoires : comme tout en dépend, elles ne doivent être normalisées que s'il n'existe pas de brevet ou bien si la licence est gratuite.

Les règles de bon sens s'appliquent également : s'il s'agit de faire une nouvelle version normalisée d'un protocole très répandu, on évitera de choisir une technologie trop encombrée de brevets, s'il s'agit d'un tout nouveau protocole expérimental, on pourra être moins regardant.

Les changements depuis les RFC précédents, les RFC 3979 et RFC 4879, sont décrits dans la section 13. Pas de révolution, les principes restent les mêmes. Parmi les changements :

  • Texte modifié pour permettre l'utilisation de ces règles en dehors de la voie IETF classique (par exemple par l'IRTF).
  • La définition d'une « contribution IETF » a été élargie pour inclure, par exemple, les interventions dans les salles XMPP de l'IETF.
  • Meilleure séparation des questions de brevets (traitées dans notre RFC) avec celles de droit d'auteur (traitées dans le RFC 5378). Le terme de « propriété intellectuelle » a plusieurs défauts, dont celui de mêler des choses très différentes (brevets, marques, droit d'auteur…)
  • Il n'y a plus de boilerplate (qui était en section 5 du RFC 3979) à inclure dans les documents, il est désormais en ligne.

Téléchargez le RFC 8179


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RFC 8112: Locator/ID Separation Protocol Delegated Database Tree (LISP-DDT) Referral Internet Groper (RIG)

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : D. Farinacci (lispers.net), A. Jain (Juniper Networks), I. Kouvelas, D. Lewis (cisco Systems)
Expérimental
Première rédaction de cet article le 27 mai 2017


Ce RFC concerne les utilisateurs de LISP (le protocole réseau, pas le langage de programmation). Il décrit un nouvel outil, rig, le Referral Internet Groper, qui permet d'interroger les tables de correspondance identificateur->localisateur.

Un point important de LISP (RFC 6830) est en effet cette séparation de l'EID (l'identificateur d'une machine) et du RLOC (le localisateur de cette machine, qui indique où envoyer les paquets). Tout système ayant cette séparation doit maintenir une correspondance (mapping) entre les deux : lorsque je veux écrire à telle machine dont je connais l'EID, il faut que je trouve le localisateur. LISP permet plusieurs mécanismes pour cette correspondance. L'outil rig, présenté dans ce RFC, est conçu pour le mécanisme DDT (RFC 8111), une base de données arborescente et répartie. rig est donc un client DDT de déboguage, lig (RFC 6835) étant un autre outil, plus général (il peut interroger d'autres bases que DDT).

Un client DDT comme rig (ou comme un routeur LISP lors de son fonctionnement normal) va donc envoyer des Map-Request (RFC 6830, section 6.1, et aussi RFC 6833) aux serveurs DDT.

La section 4 de notre RFC résume le fonctionnement de rig. Il envoie le Map-Request et affiche le Map-Referral de réponse. Il peut ensuite suivre cette référence jusqu'à arriver au Map Server qui gère ce préfixe. (Notez que c'est le RLOC du Map Server qu'on obtient, sinon, on aurait un intéressant problème d'œuf et de poule si on avait besoin de DDT pour utiliser DDT...)

rig a donc besoin d'au moins deux paramètres, l'EID (l'identificateur) qu'on cherche à résoudre, et le serveur DDT par lequel on va commencer la recherche. (Pour l'EID, rig accepte également un nom de domaine, qu'il va traduire en EID dans le DNS.) La syntaxe typique est donc :

rig <eid> to <ddt-node>
    

La section 5 décrit les mises en œuvres existantes, sur les routeurs Cisco. La syntaxe est un peu différente de ce que je trouve dans la doc' de Cisco mais, bon, tout ceci est expérimental et en pleine évolution. Voici un exemple tiré de la documentation officielle de Cisco (LISP DDT Configuration Commands) :

Device# lisp-rig 172.16.17.17 to 10.1.1.1

rig LISP-DDT hierarchy for EID [0] 172.16.17.17 
Send Map-Request to DDT-node 10.1.1.1 ... replied, rtt: 0.007072 secs
  EID-prefix [0] 172.16.17.16/28, ttl: 1, action: ms-not-registered, referrals:
    10.1.1.1, priority/weight: 0/0
    10.2.1.1, priority/weight: 0/0
    10.3.1.1, priority/weight: 0/0
    

Et voilà, on sait que l'EID 172.16.17.17, il faut aller demander aux serveurs 10.1.1.1, 10.2.1.1 et 10.3.1.1. Dans le RFC, on trouve un exemple où rig suit ces références :

   Router# rig 12.0.1.1 to 1.1.1.1 

   Send Map-Request to DDT-node 1.1.1.1 ... node referral, rtt: 4 ms
   EID-prefix: [0] 12.0.0.0/16, ttl: 1440
   referrals: 2.2.2.2

   Send Map-Request to DDT-node 2.2.2.2 ... node referral, rtt: 0 ms
   EID-prefix: [0] 12.0.1.0/24, ttl: 1440
   referrals: 4.4.4.4, 5.5.5.5

   Send Map-Request to DDT-node 4.4.4.4 ... map-server acknowledgement,
                                            rtt: 0 ms
   EID-prefix: [0] 12.0.1.0/28, ttl: 1440
   referrals: 4.4.4.4, 5.5.5.5
    

Si vous voulez en savoir plus sur DDT et rig, vous pouvez aussi regarder l'exposé de Cisco ou celui de Paul Vinciguerra à NANOG, ou bien la page officielle de la racine DDT (qui semble peu maintenue).


Téléchargez le RFC 8112


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RFC 8111: Locator/ID Separation Protocol Delegated Database Tree (LISP-DDT)

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : V. Fuller, D. Lewis, V. Ermagan (Cisco), A. Jain (Juniper Networks), A. Smirnov (Cisco)
Expérimental
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF lisp
Première rédaction de cet article le 27 mai 2017


Le protocole LISP (dont on ne rappelera jamais assez qu'il ne faut pas le confondre avec le langage de programmation du même nom) sépare les deux rôles de l'adresse IP, identificateur et localisateur. C'est très joli de séparer, cela permet plein de choses intéressantes, comme de lutter contre la croissance illimitée de la DFZ mais cela présente un défi : comment obtenir un localisateur quand on a un identificateur ? Dit autrement, « où est cette fichue machine que j'essaie de joindre ? » Ajouter une indirection, en informatique, oblige toujours à créer un système de correspondance permettant de passer par dessus le fossé qu'on vient juste de créer. LISP a plusieurs systèmes de correspondance possibles, tous expérimentaux, et ce nouveau DDT (Delegated Database Tree) vient les rejoindre. C'est le système qui est le plus proche du DNS dans ses concepts. Comme je connais un peu le DNS, j'utiliserai souvent dans cet article des comparaisons avec le DNS.

Pour résumer DDT en un paragraphe : dans LISP (RFC 6830), l'identificateur se nomme EID (Endpoint Identifier) et le localisateur RLOC (Routing Locator). Les EID ont une structure arborescente (leur forme syntaxique est celle d'adresses IP). Cet arbre est réparti sur plusieurs serveurs, les nœuds DDT. Un nœud DDT fait autorité pour un certain nombre de préfixes d'EID. Il délègue ensuite les sous-préfixes à d'autres nœuds DDT, ou bien à des Map Servers LISP (RFC 6833) quand on arrive en bas de l'arbre. (Une des différences avec le DNS est donc que les serveurs qui délèguent sont d'une nature distincte de ceux qui stockent les feuilles de l'arbre.)

LISP a une interface standard avec les serveurs qui font la résolution d'EID en RLOC, décrite dans le RFC 6833. En gros, le client envoie un message Map-Request et obtient une réponse Map-Reply, ou bien une délégation (Map-Referral) qu'il va devoir suivre en envoyant le Map-Request suivant au RLOC indiqué dans la délégation. Derrière cette interface, LISP ne spécifie pas comment les serveurs obtiennent l'information. Plusieurs propositions ont déjà été faites (comme ALT, dans le RFC 6836, ou NERD, dans le RFC 6837…), auxquelles s'ajoute celle de notre RFC. Un bon résumé est dans cette image (mais qui ne montre qu'un seul niveau de délégation, il peut y en avoir davantage.)

DDT vise avant tout le passage à l'échelle, d'où la structuration hiérarchique de l'information. La notion de délégation (d'un préfixe général à un sous-préfixe plus spécifique) est centrale dans DDT. Un client (le routeur LISP qui a un paquet destiné à un EID donné et qui cherche à quel RLOC le transmettre, ou bien un résolveur, un serveur spécialisé agissant pour le compte de ce routeur) va donc devoir suivre cette délégation, descendant l'arbre jusqu'à l'information souhaitée.

La délégation est composée, pour un préfixe délégué, d'un ensemble de RLOC (pas d'EID pour éviter des problèmes d'œuf et de poule) désignant les nœuds qui ont une information sur le préfixe délégué. (Ce sont donc l'équivalent des enregistrements NS du DNS, mais avec une indirection en moins, comme si la partie droite d'un enregistrement NS stockait directement une adresse IP.)

J'ai écrit jusque là que la clé d'accès à l'information (rôle tenu par le nom de domaine dans le DNS) était l'EID mais c'est en fait un peu plus compliqué : la clé est le XEID (eXtended EID), qui est composé de plusieurs valeurs, dont l'EID (section 4.1 de notre RFC).

Pour indiquer au résolveur qu'il doit transmettre sa requête à une autre machine, ce RFC crée un nouveau type de message LISP, Map-Referral, type 6 (cf. le registre IANA) détaillé en section 6, envoyé en réponse à un Map-Request, quand le nœud DDT ne connait pas la réponse. (Comme indiqué plus haut, c'est l'équivalent d'une réponse DNS avec uniquement une section Autorité contenant des enregistrements NS.)

Continuons un peu la terminologie (section 3 du RFC) :

  • Un client DDT est une machine qui interroge les nœuds DDT (avec un Map-Request, cf. RFC 6833) et suit les Map-Referral jusqu'au résultat. C'est en général un résolveur (Map Resolver, RFC 6833) mais cela peut être aussi un routeur LISP (ITR, Ingress Tunnel Router).
  • Un résolveur est serveur d'un côté, pour les routeurs qui envoient des Map-Request, et client DDT de l'autre, il envoie des requêtes DDT. Il gère un cache (une mémoire des réponses récentes). Le résolveur maintient également une liste des requêtes en cours, pas encore satisfaites.

La base des données des serveurs DDT est décrite en section 4. Elle est indexée par XEID. Un XEID est un EID (identificateur LISP) plus un AFI (Address Family Identifier, 1 pour IPv4, 2 pour IPv6, etc), un identificateur d'instance (voir RFC 6830, section 5.5, et RFC 8060, section 4.1) qui sert à avoir plusieurs espaces d'adressage, et quelques autres paramètres, pas encore utilisés. Configurer un serveur DDT, c'est lui indiquer la liste de XEID qu'il doit connaitre, avec les RLOC des serveurs qui pourront répondre. Désolé, je n'ai pas de serveur DDT sous la main mais on peut trouver un exemple, dans la documentation de Cisco, où on délègue au Map Server de RLOC 10.1.1.1 :

router lisp
    ddt authoritative 2001:db8:eeee::/48
          delegate 10.1.1.1 eid-prefix 172.16.0.0/16
          delegate 10.1.1.1 eid-prefix 2001:db8:eeee::/48
    

Un autre exemple de délégation est l'actuelle liste des données dans la racine DDT.

Le DNS n'a qu'un type de serveurs faisant autorité, qu'ils soient essentiellement serveurs de délégation (ceux des TLD, par exemple) ou qu'ils soient serveurs « finaux » contenant les enregistrements autres que NS. Au contraire, LISP+DDT a deux types de serveurs, les nœuds DDT présentés dans ce RFC, qui ne font que de la délégation, et les traditionnels Map Servers, qui stockent les correspondances entre EID et RLOC (entre identificateurs et localisateurs). Dit autrement, DDT ne sert pas à trouver la réponse à la question « quel est le RLOC pour cet EID », il sert uniquement à trouver le serveur qui pourra répondre à cette question.

Comme pour le DNS, il existe une racine, le nœud qui peut répondre (enfin, trouver une délégation) pour tout XEID. (Sur le Cisco cité plus haut, la directive ddt root permettra d'indiquer le RLOC des serveurs de la racine, voir aussi la section 7.3.1 de notre RFC.) Une racine expérimentale existe, vous trouverez ses RLOC en http://ddt-root.org/.

La section 5 de notre RFC décrit en détail la modification au message Map-Request que nécessite DDT. Ce message était normalisé par le RFC 6830 (section 6.1.2) et un seul ajout est fait : un bit qui était laissé vide sert désormais à indiquer que la requête ne vient pas directement d'un routeur LISP mais est passée par des nœuds DDT.

La section 6, elle, décrit un type de message nouveau, Map-Referral, qui contient les RLOC du nœud DDT qui pourra mieux répondre à la question. Cette réponse contient un code qui indique le résultat d'un Map-Request. Ce résultat peut être « positif » :

  • NODE-REFERRAL, renvoi à un autre nœud DDT,
  • MS-REFERRAL, renvoi à un Map Server (rappelez-vous que, contrairement au DNS, il y a une nette distinction entre nœud intermédiaire et Map Server final),
  • MS-ACK, réponse positive d'un Map Server.

Mais aussi des résultats « négatifs » :

  • MS-NOT-REGISTERED, le Map Server ne connait pas cet EID,
  • DELEGATION-HOLE, l'EID demandé tombe dans un trou (préfixe non-LISP dans un préfixe LISP),
  • NOT-AUTHORITATIVE, le nœud DDT n'a pas été configuré pour ce préfixe.

Le fonctionnement global est décrit en détail dans la section 7 du RFC. À lire si on veut savoir exactement ce que doivent faire le Map Resolver, le Map Server, et le nouveau venu, le nœud DDT. La même description figure sous forme de pseudo-code dans la section 8. Par exemple, voici ce que doit faire un nœud DDT lorsqu'il reçoit un Map-Request (demande de résolution d'un EID en RLOC) :

    if ( I am not authoritative ) {
        send map-referral NOT_AUTHORITATIVE with
         incomplete bit set and ttl 0
    } else if ( delegation exists ) {
        if ( delegated map-servers ) {
            send map-referral MS_REFERRAL with
              ttl 'Default_DdtNode_Ttl'
        } else {
            send map-referral NODE_REFERRAL with
              ttl 'Default_DdtNode_Ttl'
        }
    } else {
        if ( eid in site) {
            if ( site registered ) {
                forward map-request to etr
                if ( map-server peers configured ) {
                    send map-referral MS_ACK with
                     ttl 'Default_Registered_Ttl'
                } else {
                    send map-referral MS_ACK with
                     ttl 'Default_Registered_Ttl' and incomplete bit set
                }
            } else {
                if ( map-server peers configured ) {
                    send map-referral MS_NOT_REGISTERED with
                     ttl 'Default_Configured_Not_Registered_Ttl'
                } else {
                    send map-referral MS_NOT_REGISTERED with
                     ttl 'Default_Configured_Not_Registered_Ttl'
                     and incomplete bit set
                }
            }
        } else {
            send map-referral DELEGATION_HOLE with
             ttl 'Default_Negative_Referral_Ttl'
        }
    }      
    

Un exemple complet et détaillé figure dans la section 9, avec description de tous les messages envoyés.

Question sécurité, je vous renvoie à la section 10 du RFC. DDT dispose d'un mécanisme de signature des messages (l'équivalent de ce qu'est DNSSEC pour le DNS). La délégation inclut les clés publiques des nœuds à qui on délègue.

Il existe au moins deux mises en œuvre de DDT, une chez Cisco et l'autre chez OpenLisp. (Le RFC ne sort que maintenant mais le protocole est déployé depuis des années.)


Téléchargez le RFC 8111


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L'axe des Y doit partir de zéro !

Première rédaction de cet article le 22 mai 2017
Dernière mise à jour le 23 mai 2017


On voit souvent dans les infographies des graphiques où l'axe des Y (axe des ordonnées) ne part pas de zéro. Pourquoi faut-il appeler la malédiction de tous les démons connus et inconnus sur les auteurs de ces graphiques ?

Parce que cela sert à tromper. Mettre comme point de départ une valeur différente de zéro tend à amplifier artificiellement un phénomène. Imaginons une grandeur qui varie assez peu, disons entre (unités arbitraires) 650 et 660. Si on la représente sur un graphique qui part de 0, la variation semblera faible. Si l'axe des Y part de la valeur 650, on aura l'impression de grandes variations.

Un bon exemple est la dispositive n° 11 de cet exposé : elle donne l'impression d'une envolée de la dette, en laissant entendre qu'on partait de zéro, alors que l'augmentation n'a été que de 30 % : iif-debt.jpg

Un autre exemple est ce graphique de la croissance de l'ether, où le fait de ne pas partir de zéro donne l'impression d'une croissance encore plus spectaculaire : ether-growth.png

Même s'il y a une échelle sur l'axe des Y (certains graphiques n'en ont même pas), l'œil pressé n'y fait pas attention (on en voit, des graphiques, dans une journée…) et retient une fausse impression.

Cette tromperie est bien illustrée dans ce dessin de William Easterly : y-axis.jpg

Cette règle de partir de zéro est-elle absolue ? Non, évidemment. D'abord, évidemment, si l'échelle est logarithmique, elle ne va évidemment pas partir de zéro. Ensuite, il y a des cas où cela peut être logique, par exemple s'il existe une justification liée à la nature du phénomène mesuré. Si on fait un graphique de la température du corps humain, il est plus logique de partir de 35 ou 36° que de 0, puisque la température du corps ne va jamais se promener aussi bas. Et, bien sûr, on peut vouloir mettre en évidence des petites variations (qui seraient lissées si l'axe des Y partait de zéro) sans intention de tromper. Mais je soupçonne que de tels cas sont très minoritaires.


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RFC 8174: RFC 2119 Key Words: Clarifying the Use of Capitalization

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : B. Leiba (Huawei)
Première rédaction de cet article le 19 mai 2017
Dernière mise à jour le 20 mai 2017


Un très court RFC discutant un problème de procédure : dans le RFC 2119, qui décrit les termes précis à utiliser dans les normes, un doute subsistait sur la casse de ces termes.

Ce RFC 2119 est celui qui formalise les fameux MUST, SHOULD et MAY, les termes qu'il faut utiliser dans les normes pour être sûr d'indiquer le niveau exact d'exigence. Suivant l'exemple du RFC 2119, ils sont toujours écrits en CAPITALES pour les distinguer du sens courant en anglais, mais cet usage n'était pas explicite dans le RFC 2119 (qui a juste un vague « These words are often capitalized »). Un oubli que corrige notre RFC 8174. Désormais, MUST n'a le sens du RFC 2119 que s'il est en capitales.

Par exemple, dans le RFC 8120, dans le texte « The client SHOULD try again to construct a req-KEX-C1 message in this case », SHOULD est en capitales et a donc bien le sens précis du RFC 2119 (le client est censé ré-essayer de faire son message, sauf s'il a une très bonne raison), alors que dans le texte « This case should not happen between a correctly implemented server and client without any active attacks », should est en minuscules et a donc bien son sens plus informel qui est usuel en anglais.

Le texte qu'il est recommandé d'inclure dans les RFC qui font référence au RFC 2119 apporte désormais cette précision : « The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "NOT RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in BCP 14 [RFC2119],[RFC 8174] when, and only when, they appear in all capitals, as shown here. » Plusieurs auteurs de RFC, conscients de l'ambiguité, avaient d'ailleurs déjà fait une telle modification dans leur référence au RFC 2119. Ainsi, le RFC 5724 dit « The _capitalized_ [souligné par moi] key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in [RFC2119]. »

Notez que le fait de faire une différence sémantique entre le mot en minuscules et le mot en capitales est assez typique des utilisateurs de l'alphabet latin, et déroute toujours beaucoup les utilisateurs d'écritures qui n'ont pas cette distinction, comme les Coréens.


Téléchargez le RFC 8174


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RFC 8170: Planning for Protocol Adoption and Subsequent Transitions

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : D. Thaler (Microsoft)
Pour information
Première rédaction de cet article le 18 mai 2017


L'Internet existe depuis de nombreuses années (le nombre exact dépend de la façon dont on compte…) et, pendant tout ce temps, les protocoles utilisés ne sont pas restés identiques à eux-mêmes. Ils ont évolué, voire ont été remplacés. Cela soulève un problème : la transition entre l'ancien et le nouveau (le cas le plus fameux étant évidemment le passage d'IPv4 à IPv6…) Beaucoup de ces transitions se sont mal passées, parfois en partie car l'ancien protocole ou l'ancienne version n'avait pas prévu son futur remplacement. Contrairement à ce qu'espèrent souvent les techniciens, il ne suffit pas d'incrémenter le numéro de version pour que tous les acteurs adoptent la nouvelle version. Ce nouveau RFC de l'IAB raconte les leçons tirées, et regarde comment on pourrait améliorer les futures transitions.

Ce RFC se focalise sur les transitions techniques. Ce ne sont évidemment pas les seules (il y a par exemple des transitions organisationnelles) mais ce sont celles qui comptent pour l'IAB et l'IETF. Une transition peut être aussi bien le déploiement d'un tout nouveau protocole, que le passage d'un protocole d'une version à une autre. Le thème de la transition d'un protocole à l'autre est fréquent, et de nombreux RFC ont déjà été consacrés à une transition. C'est le cas de :

  • Le RFC 3424, qui parlait des techniques de contournement des NAT, en insistant sur le fait qu'elles devaient avoir un caractère provisoire, et ne pas ossifier encore plus l'Internet,
  • Le RFC 4690 qui parlait de la transition d'une version d'Unicode à l'autre, dans le contexte des IDN,
  • La déclaration de l'IAB sur NAT-PT, qui critiquait une méthode de transition vers IPv6.

Outre les transitions à proprement parler, l'IAB s'est déjà penché sur les principes qui faisaient qu'un protocole pouvait marcher ou pas. C'est notamment le cas de l'excellent RFC 5218 qui étudie les facteurs qui font d'un protocole un échec, un succès, ou un succès fou. Parmi les leçons tirées par ce RFC 5218, les concepteurs d'un protocole devraient s'assurer que :

  • Les bénéfices sont pour celui qui assume les coûts. Dans un réseau, coûts et bénéfices ne sont pas forcément alignés. Par exemple, le déploiement de BCP 38 bénéficie aux concurrents de celui qui paie, ce qui explique le manque d'enthousiasme des opérateurs. Notez que coûts et bénéfices ne sont pas déterminés par les lois physiques, ils peuvent être changés par la loi (amendes pour ceux qui ne déploient pas BCP 38, ou à l'inverse code source gratuitement disponible et payé par l'argent public, comme cela avait été le cas pour encourager le déploiement de TCP/IP).
  • Le protocole est déployable de manière incrémentale (dans un réseau comme l'Internet, qui représente des investissements énormes, toute solution qui nécessite de jeter tout l'existant d'un coup est condamnée d'avance).
  • Le coût total est raisonnable. Il ne faut pas seulement regarder le prix des machines et d'éventuelles licences logicielles. Il faut aussi tenir compte de la formation, des changements de pratiques, des conséquences juridiques…

Le RFC 7305 discutait également des aspects économiques de la transition et notait l'importance de donner une carotte aux premiers à adopter le nouveau protocole, ceux qui font un pari risqué. C'est pour cela qu'il est parfaitement légitime que les premiers à avoir cru dans Bitcoin aient reçu une quantité importante de bitcoins à un prix très faible. Cette décision était une des meilleures prises par Satoshi Nakamoto. Ce RFC note aussi l'importance d'un partenariat avec des organisations qui peuvent aider ou contrarier la transition (comme les RIR ou l'ICANN).

La section 2 de notre RFC rappelle que, de toute façon, le terme « transition » risque d'être mal interprété. Il n'est plus possible depuis longtemps de faire un flag day dans l'Internet, un jour J où on change toutes les machines d'un coup de manière coordonnée. Les transitions sont donc forcément longues, avec une période de co-existence entre l'ancien et le nouveau.

Si l'ancien et le nouveau protocole ne peuvent pas interopérer directement (cas d'IPv4 et d'IPv6), il faudra parfois envisager un mécanisme de traduction (qui ne se situera pas forcément dans la même couche). Un tel traducteur, s'il est situé sur le chemin entre les deux machines, pose souvent d'ennuyeux problèmes de sécurité car il risque fort de casser le modèle de bout en bout.

La section 5 de notre RFC est consacrée aux plans de transition. Ah, les plans… Ils sont évidemment indispensables (on ne va pas se lancer dans une grande transition sans avoir planifié un minimum) mais ils sont aussi très fragiles (comme disent les militaires, « aucun plan ne survit à la première rencontre avec l'ennemi »), et ils terminent souvent au musée des mauvaises idées. Disons qu'il faut avoir un plan, mais ne pas en être esclave.

Quelles sont les qualités d'un bon plan de transition, en s'appuyant sur les expériences ratées et réussies ? D'abord, il faut bien connaitre l'existant. Par exemple, si l'ancien protocole a une fonction optionnelle qui n'a pas d'équivalent, ou un équivalent très différent dans le nouveau protocole, il est bon de savoir si cette fonction est utilisée en pratique (elle peut même ne pas être implémentée du tout, ce qui facilite les choses). De même, il est important de savoir si les logiciels existants mettent réellement en œuvre l'ancien protocole tel qu'il est spécifié, ou bien si, en pratique, ils en dévient, et ont des comportements qui vont poser des problèmes pendant la transition. (Un cas typique est celui de SSL où la plupart des programmes n'avaient pas mis en œuvre correctement le mécanisme de négociation, et plantaient donc lorsqu'une nouvelle version arrivait.)

Un autre élément important d'un plan de transition est d'avoir les idées claires sur les incitations à migrer. Les acteurs de l'Internet utilisent l'ancien protocole. Ça marche pour eux. Pourquoi feraient-ils l'effort de migrer vers un nouveau protocole, ce qui leur coûtera du temps et de l'argent ? Il faut donc des incitations (ou du marketing, qui arrive souvent à faire acheter un gadget inutile). Il n'y a pas que les coûts financiers directs, il faut aussi regarder d'autres problèmes à surmonter (par exemple l'hostilité de certains acteurs, ainsi le chiffrement a du mal à se répandre car les acteurs de l'Internet qui font de la surveillance ont intérêt à continuer à violer la vie privée).

Il y a ensuite le plan proprement dit : une liste des étapes, avec un vague calendrier. Le calendrier est certainement la partie la plus fragile du plan ; l'Internet n'ayant pas de chef, une transition va dépendre des efforts d'un grand nombre d'acteurs non coordonnés, et prédire leurs délais de réaction est à peu près impossible. (Voir le RFC 5211 pour un exemple.)

Un bon plan doit aussi comprendre un moyen de déterminer le succès (ou l'échec). Là aussi, ce n'est pas évident du tout. Certains protocoles sont surtout utilisés dans des réseaux locaux, donc difficiles à mesurer de l'extérieur (comment savoir combien de FAI proposent un résolveur DNS sécurisé par le RFC 7858 ?) Parfois, les critères quantitatifs ne sont pas évidents à établir. Prenons l'exemple d'IPv6 (lisez à ce sujet le rapport de l'ARCEP sur la transition IPv6, qui traite la question en détail). Comment mesure-t-on le succès d'IPv6 ? Le pourcentage de sites Web du Top N d'Alexa qui a une adresse IPv6 ? Le pourcentage d'utilisateurs finaux qui a IPv6 ? Le pourcentage d'octets IPv6 vs. IPv4 ? (Et où ? Chez Google ? Sur un point d'échange comme le France-IX ? Sur le réseau d'un transitaire ? Les valeurs seront très différentes.)

On l'a dit, les plans, même les meilleurs, survivent rarement à la rencontre avec le monde réel. Il faut donc un (ou plusieurs) « plan B », une solution de secours. Souvent, de facto, la solution de secours est la coexistence permanente de l'ancien et du nouveau protocole…

Et puis bien des acteurs de l'Internet ne suivent pas attentivement ce que fait l'IETF, voire ignorent complètement son existence, ce qui ajoute un problème supplémentaire : il faut communiquer le plan, et s'assurer qu'il atteint bien tous les acteurs pertinents (tâche souvent impossible). C'est le but d'opérations de communication comme le World IPv6 Launch Day.

Notre RFC rassemble ensuite (annexe A) quatre études de cas, illustrant des problèmes de transition différents. D'abord, le cas d'ECN. Ce mécanisme, normalisé dans le RFC 3168, permettait aux routeurs de signaler aux machines situées en aval de lui que la congestion menaçait. L'idée est que la machine aval, recevant ces notifications ECN, allait dire à la machine émettrice, située en amont du routeur, de ralentir, avant qu'une vraie congestion n'oblige à jeter des paquets. Les débuts d'ECN, vers 2000-2005, ont été catastrophiques. Les routeurs, voyant apparaitre des options qu'ils ne connaissaient pas, ont souvent planté. C'est un cas typique où une possibilité existait (les options d'IPv4 étaient normalisées depuis le début) mais n'était pas correctement implémentée en pratique. Toute transition qui se mettait à utiliser cette possibilité allait donc se passer mal. Pour protéger les routeurs, des pare-feux se sont mis à retirer les options ECN, ou bien à jeter les paquets ayant ces options, rendant ainsi très difficile tout déploiement ultérieur, même après correction de ces sérieuses failles dans les routeurs.

À la fin des années 2000, Linux et Windows ont commencé à accepter l'ECN par défaut (sans toutefois le réclamer), et la présence d'ECN, mesurée sur le Top Million d'Alexa, a commencé à grimper. De quasiment zéro en 2008, à 30 % en 2012 puis 65 % en 2014. Bref, ECN semble, après un très long purgatoire, sur la bonne voie (article « Enabling Internet-Wide Deployment of Explicit Congestion Notification »).

(Un autre cas, non cité dans le RFC, où le déploiement d'une possibilité ancienne mais jamais testé, a entrainé des conséquences fâcheuses, a été celui de BGP, avec la crise de l'attribut 99.)

L'exemple suivant du RFC est celui d'IDN. L'internationalisation est forcément un sujet chaud, vu les sensibilités existantes. Les IDN résolvent enfin un problème très ancien, l'impossibilité d'avoir des noms de domaine dans toutes les écritures du monde. (Voir la section 3 du RFC 6055, pour la longue et compliquée histoire des IDN.) Une fois que la norme IDN était disponible, il restait à effectuer la transition. Elle n'est pas encore terminée aujourd'hui. En effet, de nombreuses applications manipulent les noms de domaine et doivent potentiellement être mises à jour. Bien sûr, elles peuvent toujours utiliser la forme Punycode, celle-ci est justement conçue pour ne pas perturber les applications traditionnelles, mais ce n'est qu'un pis-aller (ஒலிம்பிக்விளையாட்டுகள்.சிங்கப்பூர் est quand même supérieur à xn--8kcga3ba7d1akxnes3jhcc3bziwddhe.xn--clchc0ea0b2g2a9gcd).

Pire, IDN a connu une transition dans la transition, lors du passage de la norme IDN 2003 (RFC 3490) vers IDN 2008 (RFC 5890). IDN 2008 était conçu pour découpler IDN d'une version particulière d'Unicode mais l'un des prix à payer était le cassage de la compatibilité : certains caractères comme le ß étaient traités différemment entre IDN 2003 et IDN 2008.

Le cas d'IDN est aussi l'occasion, pour le RFC, de rappeler que tout le monde n'a pas forcément les mêmes intérêts dans la transition. IDN implique, outre l'IETF, les auteurs de logiciels (par exemple ceux des navigateurs), les registres de noms de domaine, les domaineurs, et bien sûr les utilisateurs. Tous ne sont pas forcément d'accord et le blocage d'une seule catégorie peut sérieusement retarder une transition (diplomatiquement, le RFC ne rappele pas que l'ICANN a longtemps retardé l'introduction d'IDN dans la racine du DNS, pour des pseudo-raisons de sécurité, et que leur introduction n'a pu se faire qu'en la contournant.)

Lorsqu'on parle transition douloureuse, on pense évidemment tout de suite à IPv6. Ce successeur d'IPv4 a été normalisé en 1995 (par le RFC 1833), il y a vingt-deux ans ! Et pourtant, il n'est toujours pas massivement déployé. (Il existe de nombreuses métriques mais toutes donnent le même résultat : IPv6 reste minoritaire, bien que ces dernières années aient vu des progrès certains. Notez que les réseaux visibles publiquement ne sont qu'une partie de l'Internet : plusieurs réseaux internes, par exemple de gestion d'un opérateur, sont déjà purement IPv6.) Il y avait pourtant un plan de transition détaillé (RFC 1933), fondé sur une coexistence temporaire où toutes les machines auraient IPv4 et IPv6, avant qu'on ne démantèle progressivement IPv4. Mais il a clairement échoué, et ce problème est maintenant un sujet de plaisanterie (« l'année prochaine sera celle du déploiement massif d'IPv6 », répété chaque année).

Là encore, un des problèmes était que tout le monde n'a pas les mêmes intérêts. Si les fabricants de routeurs et les développeurs d'applications bénéficient d'IPv6, c'est beaucoup moins évident pour les gérants de sites Web, ce qui explique que plusieurs sites à forte visibilité, comme Twitter, ou bien gérés par des gens pourtant assez branchés sur la technique, comme GitHub, n'aient toujours pas IPv6 (c'est également le cas de la totalité des sites Web du gouvernement français, qui pourtant promeut officiellement l'usage d'IPv6).

L'effet réseau a également joué à fond contre IPv6 : les pionniers n'ont aucune récompense, puisqu'ils seront tout seuls alors que, par définition, le réseau se fait à plusieurs. Bien sûr, IPv6 marche mieux que l'incroyable et branlante pile de techniques nécessaire pour continuer à utiliser IPv4 malgré la pénurie (STUN, TURN, port forwarding, ICE, etc). Mais tout le monde ne ressent pas ce problème de la même façon : le FAI, par exemple, ne supporte pas les coûts liés à la non-transition, alors qu'il paierait ceux de la transition. Ce problème de (non-)correspondance entre les coûts et les bénéfices est celui qui ralentit le plus les nécessaires transitions. Et puis, pour les usages les plus simples, les plus Minitel 2.0, IPv4 et ses prothèses marchent « suffisamment ».

La lenteur de la transition vers IPv6 illustre aussi la difficulté de nombreux acteurs à planifier à l'avance. C'est seulement lorsque l'IANA, puis les RIR sont l'un après l'autre tombés à court d'adresses IPv4 que certains acteurs ont commencé à agir, alors que le problème était prévu depuis longtemps.

Il n'y a évidemment pas une cause unique à la lenteur anormale de la transition vers IPv6. Le RFC cite également le problème de la formation : aujourd'hui encore, dans un pays comme la France, une formation de technicien ou d'ingénieur réseaux peut encore faire l'impasse sur IPv6.

Le bilan du déploiement d'IPv6 est donc peu satisfaisant. Si certains réseaux (réseaux internes d'entreprises, réseaux de gestion) sont aujourd'hui entièrement IPv6, le déploiement reste loin derrière les espérances. Ce mauvais résultat nécessite de penser, pour les futurs déploiements, à aligner les coûts et les bénéfices, et à essayer de fournir des bénéfices incrémentaux (récompenses pour les premiers adoptants, comme l'a fait avec succès Bitcoin).

Dernier cas de transition étudié par notre RFC, HTTP/2 (RFC 7540). Nouvelle version du super-populaire protocole HTTP, elle vise à améliorer les performances, en multiplexant davantage, et en comprimant les en-têtes (RFC 7541). HTTP/2 a vécu la discussion classique lors de la conception d'une nouvelle version, est-ce qu'on résout uniquement les problèmes les plus sérieux de l'ancienne version ou bien est-ce qu'on en profite pour régler tous les problèmes qu'on avait laissés ? HTTP/2 est très différent de HTTP/1. Ses règles plus strictes sur l'utilisation de TLS (algorithmes abandonnés, refus de la renégociation, par exemple) ont d'ailleurs entrainé quelques problèmes de déploiement.

Il y a même eu la tentation de supprimer certaines fonctions de HTTP/1 considérées comme inutiles ou néfastes (les réponses de la série 1xx, et les communications en clair, entre autres). Après un débat très chaud et très houleux, HTTP/2 n'impose finalement pas HTTPS : les communications peuvent se faire en clair même si, en pratique, on voit très peu de HTTP/2 sans TLS.

Et comment négocier l'ancien protocole HTTP/1 ou le nouveau HTTP/2 ? Ce problème du client (le même qu'avec les versions d'IP : est-ce que je dois tenter IPv6 ou bien est-ce que j'essaie IPv4 d'abord ?) peut être résolu par le mécanisme Upgrade de HTTP (celui utilisé par le RFC 6455), mais il nécessite un aller-retour supplémentaire avec le serveur. Pour éviter cela, comme presque toutes les connexions HTTP/2 utilisent TLS, le mécanisme privilégié est l'ALPN du RFC 7301.

Ce mécanisme marche tellement bien que, malgré le conseil du RFC 5218, HTTP/2 prévoit peu de capacités d'extensions du protocole, considérant qu'il vaudra mieux, si on veut l'étendre un jour, passer à un nouvelle version, négociée grâce à ALPN (cf. RFC 6709.)

En conclusion, on peut dire que la conception d'un nouveau protocole (ou d'une nouvelle version d'un protocole existant) pour que la transition se passe vite et bien, reste un art plutôt qu'une science. Mais on a désormais davantage d'expérience, espérons qu'elle sera utilisée dans le futur.


Téléchargez le RFC 8170


L'article seul

RFC 8164: Opportunistic Security for HTTP/2

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : M. Nottingham, M. Thomson (Mozilla)
Expérimental
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF httpbis
Première rédaction de cet article le 16 mai 2017


Pendant la mise au point de la version 2 du protocole HTTP (finalement normalisée dans le RFC 7540), un débat très vigoureux avait porté sur la possibilité de chiffrer les échanges avec TLS même si le plan de l'URL demandé était http: (et pas https:). Certains demandaient le chiffrement systématique (que l'URL commence par http: ou https:), d'autres voulaient garder la même sémantique que HTTP version 1 (TLS pour https:, en clair pour http:). Cette dernière décision l'avait emporté à l'époque, en gardant la possibilité de permettre une extension à HTTP/2. Ce nouveau RFC décrit justement une telle extension (expérimentale, pour l'instant) : en HTTP/2, on peut désormais utiliser TLS (et donc HTTPS) même pour un URL de plan http:.

Le problème à résoudre est celui de la surveillance de masse, à laquelle procèdent un certain nombre d'acteurs (les États, bien sûr, mais pas uniquement, certains FAI, certains réseaux locaux, surveillent le trafic de leurs utilisateurs). Cette surveillance de masse est considérée, à juste titre, par l'IETF comme un problème de sécurité, et contre lequel il faut donc trouver des solutions ou au moins des mitigations (RFC 7258). Chiffrer massivement le trafic Web est évidemment indispensable pour diminuer l'efficacité de la surveillance.

Mais le modèle de HTTP version 1 rend cela difficile. En HTTP/1, on accède à un URL de plan http: avec du trafic en clair, passer à TLS nécessite de changer les URL, donc les pages Web qui les contiennent, les signets des utilisateurs, etc. Des logiciels comme HTTPS Everywhere aident à cela mais ne sont pas une solution parfaite (rappelez-vous par exemple qu'une bonne partie du trafic HTTP n'est pas due aux navigateurs Web).

Il serait tentant de résoudre le problème en disant « le client HTTP qui tente d'accéder à un URL de plan http: n'a qu'à essayer en même temps HTTPS. Si ça marche, tant mieux. Si ça rate, au moins on aura essayé. » C'est ce qu'on nomme parfois le « chiffrement opportuniste » (RFC 7435). Mais cela pose trois problèmes :

  • Si on tente HTTPS d'abord, sur le port 443, et qu'un pare-feu sur le trajet absorbe ces paquets, on devra attendre l'expiration du délai de garde avant d'essayer avec succès sur le port 80. Ce problème est réel, mais soluble par l'algorithme des globes oculaires heureux, décrit dans le RFC 6555.
  • Que faire si ça réussit en HTTPS mais que le certificat du serveur ne peut pas être validé ? La difficulté et/ou le coût d'un certificat sont après tout les principales raisons pour lesquelles HTTPS n'est pas davantage déployé. (Je ne publie pas des URL https: pour mon blog car beaucoup de gens n'ont pas mon AC dans leur magasin d'autorités.) On note qu'aujourd'hui les alertes de sécurité des navigateurs Web sont souvent absurdes : si on se connecte en HTTPS mais avec un certificat expiré (qui a donc été parfaitement valable), on a des alertes plus effrayantes que si on se connecte en clair !
  • Enfin, et c'est le plus gros problème, rien ne garantit qu'on obtiendra le même contenu en HTTP et en HTTPS : la plupart des serveurs HTTP permettent de configurer deux virtual host différents sur les deux ports 80 et 443. Pas question donc de jouer à ça sans une autorisation explicite du serveur.

Bref, pour le HTTP traditionnel, il semble qu'il n'y ait pas de solution.

Celle proposée par notre RFC est d'utiliser le mécanisme des services alternatifs du RFC 7838. Le serveur va indiquer (typiquement par un en-tête Alt-Svc:) qu'il est accessible par un autre mécanisme (par exemple HTTPS). Cela a également l'avantage d'éviter les problèmes de contenu mixte qui surviendraient si on avait mis la page en HTTPS mais pas tous ses contenus. Par contre, l'indication de service alternatif n'étant pas forcément bien protégée, ce mécanisme « opportuniste » reste vulnérable aux attaques actives. En revanche, ce mécanisme devrait être suffisamment simple pour être largement déployé assez vite.

Donc, maintenant, les détails concrets (section 2 du RFC). Le serveur qui accepte de servir des URL http: avec TLS annonce le service alternatif. Notez que les clients HTTP/1 n'y arriveront pas, car ils ne peuvent pas indiquer l'URL complet (avec son plan) dans la requête à un serveur d'origine (section 5.3.1 du RFC 7230). Cette spécification est donc limitée à HTTP/2 (RFC 7540). Si le client le veut bien, il va alors effectuer des requêtes chiffrées vers la nouvelle destination. S'il ne veut pas, ou si pour une raison ou pour une autre, la session TLS ne peut pas être établie, on se rabat sur du texte en clair (chose qu'on ne ferai jamais avec un URL https:).

Si le client est vraiment soucieux de son intimité et ne veut même pas que la première requête soit en clair, il peut utiliser une commande HTTP qui ne révèle pas grand'chose, comme OPTIONS (section 4.3.7 du RFC 7231).

Le certificat client ne servirait à rien dans ce chiffrement opportuniste et donc, même si on en a un, on ne doit pas l'envoyer. Par contre, le serveur doit avoir un certificat, et valide (RFC 2818) pour le service d'origine (si le service d'origine était en foo.example et que le service alternatif est en bar.example, le certificat doit indiquer au moins foo.example). Ce service ne permet donc pas de se chiffrer sans authentification, par exemple avec un certificat expiré, ou avec une AC inconnue du client, et ne résoud donc pas un des plus gros problèmes de HTTPS. Mais c'est une exigence de la section 2.1 du RFC 7838, qui exige que le renvoi à un service alternatif soit « raisonnablement » sécurisé. (Notez que cette vérification est délicate, comme l'a montré CVE-2015-0799.)

En outre, le client doit avoir fait une requête sécurisée pour le nom bien connu (RFC 5785, pour la notion de nom bien connu) /.well-known/http-opportunistic. La réponse à cette requête doit être positive, et doit être en JSON, et contenir un tableau de chaînes de caractères dont l'une doit être le nom d'origine (pour être sûr que ce serveur autorise le service alternatif, car le certificat du serveur effectivement utilisé prouve une autorisation du serveur alternatif, et la signature d'une AC, ce qu'on peut trouver insuffisant). Ce nouveau nom bien connu figure désormais dans le registre IANA.

La section 4 de notre RFC rappelle quelques trucs de sécurité :

  • L'en-tête Alt-Svc: étant envoyé sur une liaison non sécurisée, il ne faut pas s'y fier aveuglément (d'où les vérifications faites ci-dessus).
  • Certaines applications tournant sur le serveur peuvent utiliser des drôles de moyens pour déterminer si une connexion était sécurisée ou pas (par exemple en regardant le port destination). Elles pourraient faire un faux diagnostic sur les connexions utilisant le service alternatif.
  • Il est trivial pour un attaquant actif (un « Homme du Milieu ») de retirer cet en-tête, et donc de faire croire au client que le serveur n'a pas de services alternatifs. Bref, cette technique ne protège que contre les attaques passives. Ce point a été un des plus discutés à l'IETF (débat classique, vaut-il mieux uniquement la meilleure sécurité, ou bien accepter une sécurité « au mieux », surtout quand l'alternative est pas de sécurité du tout).
  • Le client ne doit pas utiliser des indicateurs qui donneraient à l'utilisateur l'impression que c'est aussi sécurisé qu'avec du « vrai » HTTPS. Donc, pas de joli cadenas fermé et vert. (C'est une réponse au problème ci-dessus.)

Apparemment, Firefox est le seul client HTTP à mettre en œuvre ce nouveau service (mais avec une syntaxe différente pour le JSON, pas encore celle du RFC). Notez que le serveur ne nécessite pas de code particulier, juste une configuration (envoyer l'en-tête Alt-Svc:, avoir le /.well-known/http-opportunistic…) Les serveurs de Cloudflare permettent ce choix.


Téléchargez le RFC 8164


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Fin du groupe de travail IETF dbound

Première rédaction de cet article le 15 mai 2017


L'IETF a annoncé le 24 avril 2017 la dissolution du groupe de travail DBOUND. Je n'écrirai donc pas d'article sur les RFC de ce groupe, il n'y en a eu aucun. Pourquoi cet échec ?

D'abord, voyons quel était le problème que voulait résoudre ce groupe. DBOUND signifie Domain Boundaries et il s'agissait en gros d'indiquer publiquement quelles étaient les frontières organisationnelles dans les noms de domaine. Minute, vont se dire certains lecteurs, c'est facile ! Dans www.foobar.example, la frontière est forcément entre foobar et le truc appelé à tort « extension » .example ? Mais c'est complètement faux, les coupures (passage d'une organisation à une autre) peuvent être à plein d'endroits différents et rien dans le nom de domaine ne l'indique. (Cf. mon article sur « La terminologie des parties d'un nom de domaine ».)

Et, au passage, pourquoi est-ce que c'est important de savoir que signal.eu.org et eahm.eu.org ne dépendent pas de la même organisation ? Parce que plusieurs services en dépendent. (Une liste partielle de raisons figure dans mon article « Trouver le domaine responsable ».) Par exemple, on pourrait vouloir, dans la barre d'adresses du navigtateur Web, colorier différemment le domaine enregistré le plus haut dans l'arbre, pour éviter certains trucs utilisés par le hameçonnage.

Aujourd'hui, comme il y a un vrai besoin, la plupart des utilisateurs se servent de la « Public Suffix List » de Mozilla. Cela marche « suffisamment » mais son principal inconvénient est qu'elle n'est pas administrée par les gérants de noms de domaine, et qu'elle n'est donc jamais à jour.

C'est là dessus que devait travailler le groupe DBOUND. Il devait « développer une solution unique pour déterminer les frontières organisationnelles ». Le travail a commencé sur une liste de diffusion en janvier 2014, et le groupe lui-même a été créé en avril 2015. Plusieurs documents ont été proposés mais aucun n'a réuni même un début de commencement de consensus. (Même pas le document de description du problème, draft-sullivan-dbound-problem-statement.)

Suivant un principe général de l'IETF, qu'un groupe de travail est fait pour travailler et qu'il ne faut pas maintenir en vie artificiellement des groupes qui ne produiront manifestement rien d'utile, le groupe a donc été dissous.

Pourquoi cet échec ? Il n'y a sans doute pas une raison unique. Parmi les explications :

  • Le problème est bien plus compliqué qu'il n'en a l'air (comme beaucoup de problèmes qu'on aborde avec des yakafokon), par exemple parce qu'il n'est pas évident qu'il faille les mêmes frontières pour toutes les applications,
  • Il y a un désaccord de fond entre ceux qui disent que l'indication des frontières doit être faite par le domaine parent (au-dessus de la frontière), car c'est lui qui fixe les règles d'enregistrement, et ceux qui disent qu'elle doit être faite par le domaine fils (car c'est lui qui sait son propre statut),
  • Et, tout simplement, intérêt insuffisant pour un problème dont la partie la plus urgente (les cookies) est déjà partiellement résolu. L'IETF étant une organisation de volontaires, s'il n'y a pas de volontaire, rien ne se passe.

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Cours DNS au CNAM

Première rédaction de cet article le 14 mai 2017


Le 11 mai 2017, c'était la première édition de mon cours DNS de trois heures au CNAM. Pour l'anecdote, c'était dans le bâtiment où il y avait eu la première connexion UUCP/Usenet, et le premier serveur HTTP public, en France.

Voici les supports de l'exposé :

Désolé, pas de vidéo, ça n'est pas filmé. Mais on recommencera.

Merci à Sami Taktak pour l'idée et l'organisation, et aux élèves pour avoir posé plein de questions pas toujours faciles.


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RFC 8165: Design considerations for Metadata Insertion

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : T. Hardie
Pour information
Première rédaction de cet article le 14 mai 2017


Ce court RFC déconseille l'insertion de métadonnées dans les paquets IP, si cette insertion est faite en route, par des intermédiaires. Pourquoi ? (Essentiellement pour des raisons de vie privée.)

Le problème de la surveillance de masse que pratiquent la plupart des États (en tout cas ceux qui en ont les moyens financiers) est maintenant bien documenté (par exemple dans les RFC 7258 et RFC 7624). Une solution fréquente pour limiter cette surveillance, la rendre plus coûteuse et moins efficace est de chiffrer ses communications. Dans l'éternelle lutte de l'épée et de la cuirasse, les surveillants réagissent au chiffrement en utilisant davantage les métadonnées, en général non protégées par le chiffrement. Qui met des métadonnées dans les paquets, affaiblissant ainsi l'effet du chiffrement ?

Certaines métadonnées sont absolument indispensables au fonctionnement de l'Internet. Par exemple, l'adresse IP de destination dans un paquet doit être en clair car tous les routeurs situés sur le trajet doivent la voir, pour prendre leurs décisions. Certaines métadonnées sont inutiles au fonctionement de l'Internet, mais difficiles à dissimuler, la taille des paquets, par exemple. (C'est également un exemple d'une métadonnée implicite : contrairement à l'adresse IP, elle n'apparait pas explicitement dans le paquet.) Normalement, pour gêner la surveillance, il faut envoyer le moins de métadonnées possible.

L'Internet est souvent décrit comme reposant sur une liaison de bout en bout, où seules les deux machines situées aux extrémités de la communication ont accès à tout le contenu de la communication. Mais, en pratique, il existe souvent des équipements intermédiaires qui ont accès à des informations poour faire leur travail. Si ces middleboxes ont la mauvaise idée de mettre ces informations dans les métadonnées d'un paquet, elles affaiblissent la confidentialité des échanges. Imaginons par exemple (ce n'est pas forcément fait aujourd'hui : le RFC met en garde contre une mauvaise idée, pas toujours contre des pratiques existantes, voir à ce sujet l'examen par la direction Sécurité), imaginons par exemple un VPN qui déciderait d'indiquer l'adresse IP originale dans la communication… Notre RFC mentionne deux exemples qui sont décrits dans des RFC : le RFC 7239 qui décrit l'en-tête HTTP Forwarded: qu'un relais HTTP peut mettre pour indiquer l'adresse IP d'origine du client, et bien sûr le RFC 7871, où un résolveur DNS transmet aux serveurs faisant autorité l'adresse IP du client original.

La section 4 du RFC est la recommandation concrète : les métadonnées ne doivent pas être mises par les intermédiaires. Si ces informations peuvent être utiles aux destinataires, c'est uniquement au client d'origine de les mettre. Autrement, on trahit l'intimité du client.

Le RFC 7871, par exemple, aurait dû spécifier un mécanisme où l'adresse IP est mise par le client DNS de départ, celui qui tourne sur la machine de l'utilisateur. Cela permettrait un meilleur contrôle de sa vie privée par l'utilisateur.

Et si cette machine ne connait pas sa propre adresse IP publique, par exemple parce qu'elle est coincée derrière un NAT? Dans ce cas, notre RFC 8165 dit qu'il faut utiliser une technique comme STUN (RFC 5389) pour l'apprendre.

Bon, la section 4, c'était très joli, c'était les bons conseils. Mais la cruelle réalité se met parfois sur leur chemin. La section 5 de notre RFC est le « reality check », les problèmes concrets qui peuvent empêcher de réaliser les beaux objectifs précédents.

D'abord, il y a le désir d'aller vite. Prenons l'exemple du relais HTTP qui ajoute un en-tête Forwarded: (RFC 7239), ce qui permet des choses positives (adapter le contenu de la page Web servie au client) et négatives (fliquer les clients). Certes, le client HTTP d'origine aurait pu le faire lui-même, mais, s'il est derrière un routeur NAT, il faut utiliser STUN. Même si tous les clients HTTP décidaient de la faire, cela ne serait pas instantané, et la longue traine du déploiement des navigateurs Web ferait qu'un certain nombre de clients n'aurait pas cette fonction. Alors que les relais sont moins nombreux et plus susceptibles d'être rapidement mis à jour.

En parlant d'adaptation du contenu au client, il faut noter que c'est une des principales motivations à l'ajout de tas de métadonnées. Or, comme dans l'exemple ci-dessus, si on demande au client de mettre les métadonnées lui-même, beaucoup ne le feront pas. De mon point de vue, ils ont bien raison, et le RFC note qu'une des motivations pour la consigne « ne pas ajouter de métadonnées en route » est justement de rendre le contrôle à l'utilisateur final : il pourra choisir entre envoyer des métadonnées lui permettant d'avoir un contenu bien adapté, et ne pas en envoyer pour préserver sa vie privée. Mais ce choix peut rentrer en conflit avec ds gens puissants, qui exigent, par exemple dans la loi, que le réseau trahisse ses utilisateurs, en ajoutant des informations qu'eux-mêmes ne voulaient pas mettre.

Enfin, il y a l'éternel problème de la latence. L'utilisation de STUN va certainement ralentir le client.

Un dernier point (section 7 du RFC) : si on passe par Internet pour contacter des services d'urgence (pompiers, par exemple, ou autre PSAP), ils ont évidemment besoin du maximum d'informations, et, dans ce cas, c'est peut-être une exception légitime à la règle de ce RFC.


Téléchargez le RFC 8165


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RFC 8105: Transmission of IPv6 Packets over DECT Ultra Low Energy

Date de publication du RFC : Mai 2017
Auteur(s) du RFC : P. Mariager, J. Petersen (RTX A/S), Z. Shelby (ARM), M. Van de Logt (Gigaset Communications GmbH), D. Barthel (Orange Labs)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF 6lo
Première rédaction de cet article le 3 mai 2017


Tout le monde connait DECT, la technique utilisée, depuis vingt ans, entre votre téléphone sans fil à la maison, et sa base. DECT ne sert pas que pour la voix, il peut aussi être utilisé pour transmettre des données, par exemple de capteurs situés dans une « maison intelligente ». DECT a une variante « basse consommation », DECT ULE (pour Ultra Low Energy) qui est spécialement conçue pour des objets connectés ayant peu de réserves d'énergie. Elle vise donc la domotique, s'appuyant sur la vaste distribution de DECT, la disponibilité de composants bon marché et très diffusés, de fréquences dédiées, etc. Il ne restait donc plus qu'à faire passer IPv6 sur DECT ULE. C'est ce que normalise ce RFC, qui réutilise les techniques 6LoWPAN (RFC 4919).

DECT est normalisé par l'ETSI sous le numéro 300.175 (et la norme est en ligne). ULE s'appuie sur DECT pour le cas particulier des engins sans guère de réserves énergétiques. Il est normalisé dans les documents ETSI 102.939-1 et 102.939-2. Dans la terminologie DECT, le FP (Fixed Part) est la base, le PP (Portable Part) le téléphone sans fil (ou bien, dans le cas d'ULE, le capteur ou l'actionneur ). Le FP peut être connecté à l'Internet (et c'est évidemment là qu'IPv6 est important).

Un réseau DECT ULE typique serait une maison où des capteurs (les PP) mesureraient des informations et les transmettraient au FP qui, étant doté de capacités de calcul et de réserves d'énergie suffisantes, les traiterait, en ferait des jolis graphiques, aurait une interface Web, etc. Le RFC cite un autre exemple où une personne âgée serait munie d'un pendentif qui enverrait des signaux de temps en temps (consommant peu d'énergie) mais permettrait d'établir une liaison vocale avec le FP (et, de là, avec les services médicaux) en cas d'urgence.

Et IPv6 ? Il permettrait d'avoir une communication avec tous les équipements IP. IPv6 fonctionne déjà sur une autre technologie similaire, IEEE 802.15.4, avec le système 6LoWPAN (RFC 4944, RFC 6282 et RFC 6775). Comme DECT ULE ressemble à 802.15.4 (mais est un protocole différent, attention), ce RFC décrit comment faire passer de l'IPv6, en s'inspirant de ce qui marchait déjà pour 802.15.4.

La section 2 du RFC rappelle ce qu'il faut savoir de DECT et d'ULE. ULE permet le transport de la voix et des données mais ce RFC ne se préoccupe que des données. Le protocole utilise les bandes de fréquence entre 1880 et 1920 MHz, à 1,152 Mbauds. La topologie théorique est celle d'un réseau cellulaire mais, en pratique, DECT est la plupart du temps organisé en étoile, un FP (la base) au « centre » et des PP (téléphones et capteurs) qui lui sont rattachés. Toute session peut commencer à l'initiative du FP ou d'un PP mais attention : avec ULE, bien des PP seront des engins aux batteries limitées, qui dormiront pendant l'essentiel du temps. Au minimum, il y aura une sérieuse latence s'il faut les réveiller.

Comme, dans le cas typique, le FP est bien moins contraint que le PP (connecté au courant électrique, processeur plus puissant), ce sera le FP qui jouera le rôle de 6LBR (6LoWPAN Border Router, voir RFC 6775), et le PP celui de 6LN (6LoWPAN Node, même RFC). Contrairement à 802.15.4, DECT ULE ne permet que des liens directs, pour aller au delà, il faut un routeur (le FP). Tous les PP connectés à un FP forment donc un seul lien, leurs adresses seront dans le même préfixe IPv6.

Comment attribuer cette adresse ? Alors, là, faites attention, c'est un point délicat et important. Chaque PP a un IPEI (International Portable Equipment Identity) de 40 bits, qui est l'identifiant DECT. Les FP ont un RFPI (Radio Fixed Part Identity, également 40 bits). Les messages envoyés entre PP et FP ne portent pas l'IPEI mais le TPUI (Temporary Portable User Identity, 20 bits). Pas mal de mises en œuvre de DECT attribuent répétitivement le même TPUI à une machine, même si ce n'est pas obligatoire. Il peut donc être un identifiant stable, en pratique, comme le sont IPEI et RFPI.

L'adresse IPv6 est composée du préfixe du réseau et d'un identifiant d'interface, qu'on peut construire à partir de l'adresse MAC (les équipements DECT peuvent aussi avoir une adresse MAC, en sus des identificateurs déjà cités). Adresse MAC, IPEI, RFPI ou TPUI, tout ce qui est stable pose des problèmes de protection de la vie privée (RFC 8065), et n'est pas recommandé comme identifiant d'interface par défaut.

Un petit mot aussi sur la MTU : les paquets DECT ne sont que 38 octets, bien trop petit pour IP. Certes, DECT fournit un mécanisme de fragmentation et de réassemblage, qui fournit une MTU « virtuelle » qui est, par défaut, de 500 octets. La MTU minimum exigée par IPv6 étant de 1 280 octets (RFC 2460, section 5), il faudra donc reconfigurer le lien DECT pour passer à une MTU de 1 280. Ainsi, les paquets n'auront jamais besoin d'être fragmentés par IP. Évidemment, plus le paquet est gros, plus le coût énergétique de transmission est élevé, au détriment de la durée de vie de la batterie.

Place maintenant à la spécification elle-même, en section 3 du RFC. La base (alias FP, alias 6LBR) et l'objet (alias PP, alias 6LN) vont devoir se trouver et établir une session DECT classique. On aura alors une couche 2 fonctionnelle. Ensuite, on lancera IPv6, qui fournira la couche 3. La consommation de ressources, notamment d'énergie, étant absolument cruciale ici, il faudra s'appuyer sur les technologies IPv6 permettant de faire des économies, notamment RFC 4944 (IPv6 sur un autre type de réseau contraint, IEEE 802.15.4), RFC 6775 (optimisation des mécanismes de neighbor discovery pour les 6LoWPAN) et RFC 6282 (compression des paquets et notamment des en-têtes).

Comme indiqué plus haut, les PP ne peuvent parler qu'au FP, pas directement de l'un à l'autre. Si tous les PP d'un même FP (d'une même base) forment un sous-réseau IPv6 (choix le plus simple), le modèle sera celui d'un NBMA. Lorsqu'un PP écrira à un autre PP, cela sera forcément relayé par le FP.

Les adresses IPv6 des PP seront formées à partir du préfixe (commun à tous les PP d'un même FP) et d'un identifiant d'interface. Pour les adresses locales au lien, cet identifiant d'interface dérivera des identifiants DECT, les IPEI et RFPI, complétés avec des zéros pour atteindre la taille requise. Le bit « unique mondialement » sera à zéro puisque ces identifiants ne seront pas uniques dans le monde (ils ont juste besoin d'être uniques localement, ce fut un des points les plus chauds lors de l'écriture de ce RFC).

Pour les adresses globales des PP, pas question d'utiliser des identificateurs trop révélateurs (RFC 8065), il faut utiliser une technique qui préserve la vie privée comme les CGA (RFC 3972), les adresses temporaires du RFC 4941 ou les adresses stables mais opaques du RFC 7217.

Le FP, la base, a une connexion avec l'Internet, ou en tout cas avec d'autres réseaux IP, et routera donc les paquets, s'ils viennent d'un PP et sont destinés à une adresse extérieure au sous-réseau (idem avec les paquets venus de l'extérieur et destinés au sous-réseau.) Au fait, comment est-ce que la base, qui est un routeur IPv6, obtient, elle, le préfixe qu'elle va annoncer ? Il n'y a pas de méthode obligatoire mais cela peut être, par exemple, le RFC 3633, ou bien le RFC 4193.

Question mises en œuvre, il semble que RTX et Gigaset en aient déjà, et que peut-être l'alliance ULE va produire une version en logiciel libre.


Téléchargez le RFC 8105


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RFC 8141: Uniform Resource Names (URNs)

Date de publication du RFC : Avril 2017
Auteur(s) du RFC : P. Saint-Andre (Filament), J. Klensin
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF urnbis
Première rédaction de cet article le 30 avril 2017


Dans la grande famille des URI, il y a (entre autres) les URL, et les URN, comme urn:ietf:params:xml:ns:iodef-2.0, normalisés dans ce RFC, qui couvre aussi bien leur syntaxe (qui était auparavant dans le RFC 2141) que les procédures d'enregistrement (autrefois dans le RFC 3406). Il remplace donc ces deux anciens RFC.

Le RFC 3986, qui normalise la syntaxe générique des URI, délègue les détails des familles particulières d'URI à d'autres RFC comme celui-ci. Notre RFC 8141 précise la syntaxe générique pour le cas des URN, des URI dont les propriétés sont a priori la persistence et la non-résolvabilité (donc, plutôt des noms que des adresses, pour reprendre le vocabulaire des RFC 1737 et RFC 3305).

La section 2, URN Syntax décrit à quoi ressemblent les URN. Un URN est formé avec le plan urn (enregistré à l'IANA), un NID (Namespace IDentifier) qui indique l'organisme qui gère la fin de l'URN, puis le NSS (Namespace Specific String), tous séparés par des deux-points. Il existe de très nombreux NID déjà enregistrés, comme ceux du RFC 7207 (messagerie Eurosystem), RFC 7254 (IMEI), RFC 5165 (normes OGC), RFC 4122 (UUID)… Deux idées essentielles des URN sont que la création de NID est strictement gérée (il faut documenter précisément le pourquoi du nouvel NID) et que, dans chaque espace de noms créé par un NID, l'affectation des NSS est à son tour gérée, avec des règles rigoureuses, que l'on suit soigneusement. Les URN sont conçus pour du nommage « sérieux ». Il n'existe pas d'URN à enregistrement libre et, donc, le fait d'être correct syntaxiquement ne suffit pas pour qu'un URN soit un vrai URN : il doit en plus être passé par le processus d'enregistrement.

Par exemple, si on prend les URN néo-zélandais du RFC 4350, le NID est nzl et un URN ressemble donc à urn:nzl:govt:registering:recreational_fishing:form:1-0. Attention, le deux-points n'est un séparateur qu'au début, entre le plan et le NID, puis entre le NID et le NSS. Après, c'est juste un caractère comme un autre. Donc, govt:registering:recreational_fishing:form:1-0 n'est pas forcément du nommage arborescent. Notez que la syntaxe est moins restrictive qu'elle ne l'était dans le RFC 2141.

Comme avec les autres URI, les caractères considérés comme « spéciaux » doivent être protégés avec l'encodage pour cent (cela ne concerne pas le NID qui doit être purement en ASCII). On ne peut donc hélas pas faire de vrais URN internationaux. Ainsi, urn:example:café doit en fait s'écrire urn:example:caf%E9.

Notre RFC 8141 introduit un concept nouveau, qui n'était pas dans le RFC 2141, celui de composants. Ils sont de trois sortes, les r-component, les q-components et les f-components. Les premiers, les r-components, servent à passer des paramètres à un éventuel système de résolution. Ils commencent par un point d'interrogation suivi d'un plus. Ainsi, dans urn:example:bar-baz-qux?+CCResolve:cc=fr, le r-component est CCResolve:cc=fr, indiquant probablement qu'on souhaite une réponse adaptée à la France (CCResolve = Country-Code Resolve). La syntaxe est définie (ainsi que le fait que ces composants doivent être ignorés pour la comparaison de deux URN) mais la sémantique est pour l'instant laissée dans le flou.

Contrairement au r-component, prévu pour le système de résolution, le q-component est prévu pour la ressource à laquelle on accède. Il commence par un point d'interrogation suivi d'un égal. Un exemple pourrait être urn:example:weather?=op=map&lat=39.56&lon=-104.85 (cherchez pas : c'est près de Denver).

Quant au f-component, introduit par un croisillon, il n'est destiné qu'au client (comme le classique identificateur de fragment des URI).

La section 3, consacrée à l'équivalence lexicale de deux URN, explique comment on peut déterminer si deux URN sont égaux ou pas, sans connaitre les règles particulières de l'organisme qui les enregistre. (Déterminer l'équivalence sert, par exemple, pour savoir si un URN a déjà été visité.) Ainsi, urn:foo:BAR et urn:FOO:BAR sont lexicalement équivalents (le NID est insensible à la casse, cf. section 2.1) mais urn:foo:BAR et urn:foo:bar ne le sont pas, le NSS étant, lui, sensible à la casse (les deux URN sont peut-être fonctionnellement équivalents mais cela dépend de la politique d'enregistrement de l'organisme désigné par foo). Il n'y a pas d'autre normalisation appliquée avant la comparaison, notamment sur les caractères encodés pour-cent.

Notez que la définition d'un espace de noms donné peut toujours rajouter des règles (par exemple que le NSS soit insensible à la casse) mais ces règles doivent uniquement créer de nouvelles équivalences, jamais séparer deux URN qui auraient été identiques dans une comparaison générique (par un logiciel qui ne connaissait pas les règles spécifiques de cet espace de noms, voir aussi la section 4.2).

Comme vu plus haut, il y a dans un URN, immédiatement après la chaîne de caractères urn:, l'espace de noms (namespace ou NID), une chaîne de caractères qui identifie le domaine d'une autorité d'enregistrement. Notre RFC 8141 explique les procédures de création d'un nouvel espace de noms dans le registre des espaces de noms que tient l'IANA. Si vous voulez juste faire des exemples, il existe un NID example specifié dans le RFC 6963 (oui, j'aurais dû l'utiliser au lieu de foo).

Comme expliqué dans la section 5, ce mécanisme d'espaces de noms suppose que, dans chaque espace, il existe une autorité d'enregistrement qui accepte (ou refuse) les enregistrements et que, d'autre part, il existe une autorité qui enregistre les espaces de noms (en l'occurrence l'IANA). La section 6 de notre RFC est consacrée aux procédures de cette dernière autorité et aux mécanismes pour enregistrer un identificateur d'espace de noms (NID pour namespace identifier). (La résolution des URN en autres identificateurs n'est par contre pas couverte, mais on peut toujours regarder le RFC 2483.) Des exemples d'autorité d'enregistrement dans un espace de noms donné sont le gouvernement néo-zélandais (RFC 4350) ou l'OGC (RFC 5165).

Notez que certains URN sont créés en partant de rien, alors que d'autres sont juste une transcription en syntaxe URN d'identificateurs déjà enregistrés par ailleurs. C'est le cas des ISBN (RFC 3187) ou des RFC eux-mêmes (RFC 2648, avec le NID ietf, ce RFC est donc urn:ietf:rfc:8141).

Tiens, et où peut-on mettre des URN ? Syntaxiquement, un URN est un URI, donc on peut en mettre partout où on peut mettre des URI (section 4 du RFC). Par exemple, comme nom d'espace de noms XML. Mais ce n'est pas une bonne idée de mettre des URN partout. Par exemple, en argument d'un <a href="…, c'est même certainement une mauvaise idée.

Autre recommandation pratique de notre RFC, si un logiciel affiche un URN, bien penser à l'afficher en complet (contrairement à ce que font certains navigateurs Web qui, stupidement, tronquent l'URI, par exemple en omettant le plan http://). En effet, une abréviation peut ne pas avoir le résultat attendu. En effet, il existe un NID urn:xmpp (RFC 4854) et un plan d'URI xmpp: (RFC 5122). Si on n'affiche pas le plan urn:, il y a un gros risque de confusion.

La section 5 du RFC détaille ce qu'est un espace de noms (un ensemble d'identificateurs uniques géré, c'est-à-dire que tous les noms syntaxiquements corrects n'en font pas partie, uniquement ceux qui ont été enregistrés). Par exemple, les ISBN forment un tel espace (dont l'utilisation dans des URN a fait l'objet du RFC 3187). À l'intérieur d'un espace de noms, les règles d'enregistrement et le travail quotidien du registre ne sont pas gérés par l'IETF ou l'IANA mais par l'autorité d'enregistrement de cet espace.

La section 5 introduit les différents types d'espaces de noms. Il y a les espaces informels (section 5.2), dont le NID commence par urn- et est composé de chiffres et les espaces formels (section 5.1) dont le NID est composé de lettres et qui, contrairement aux informels, sont censés fournir un bénéfice aux utilisateurs de l'Internet (les espaces informels ont le droit d'être réservés à une communauté déconnectée). Contrairement encore aux informels, l'enregistrement des espaces formels fait l'objet d'un examen par un expert (cf. RFC 5226) et il est recommandé que cet enregistrement fasse l'objet d'une spécification écrite, par exemple un RFC. L'organisation qui gère un NID formel doit également démontrer sa stabilité et son sérieux sur le long terme.

Un des principes des URN est la durabilité : un URN devrait être stable dans le temps (et, logiquement, jamais réaffecté si jamais il est supprimé). Mais cette stabilité dépend essentiellement de facteurs non-techniques, comme la permanence dans le temps du registre (une organisation privée et fermée comme l'IDF est, par exemple, typiquement un mauvais choix pour assurer la permanence). Toutefois, si on ne peut pas garantir la stabilité d'un espace de noms, on connait en revanche des facteurs qui diminuent la probabilité de permanence et l'IETF peut donc analyser les spécifications à la recherche de tels facteurs (c'est une variante du problème très riche mais bien connu de la stabilité des identificateurs). Au passage, la plupart des grandes questions liées aux URN (permanence, compromis entre facilité d'enregistrement et désir de ne pas permettre « n'importe quoi ») sont des questions bien plus anciennes que les URN, et même plus anciennes que l'Internet, et ne feront probablement pas l'objet d'un consensus de si tôt (cf. section 1.2).

Enfin, le processus d'enregistrement lui-même. Il faut en effet un peu de bureaucratie pour s'assurer que le NID est bien enregistré et que le registre des NID soit lui-même stable. Les procédures sont différentes selon le type d'espace de noms. Les informels, qui commencent par la chaîne de caractères urn- suivie d'un nombre, ont leur propre registre, avec un processus d'enregistrement léger, mais très peu utilisé.

Le gros morceau est constitué des espaces de noms formels. Cette fois, le processus d'enregistrement est plus complexe, mais on obtient un « vrai » NID comme MPEG (RFC 3614), OASIS (RFC 3621) ou 3gpp (RFC 5279).

Le formulaire d'enregistrement complet est disponible dans l'annexe A du RFC. Bon courage aux futurs enregistreurs. N'oubliez pas de lire tout le RFC. Notez par exemple qu'il faudra décrire les mécanismes par lesquels vous allouerez des noms (si vous gérez urn:example, et que je demande urn:example:boycott-de-mcdo, que répondrez-vous ?), et qu'il faudra une analyse de sécurité et aussi (c'est une nouveauté par rapport au RFC 2141) de vie privée.

Ce nouveau RFC remplace à la fois le RFC 2141 et le RFC 3406, et le processus fut long (six ans) et difficile. L'annexe B indique les principaux changements depuis le RFC 2141 : alignement de la syntaxe sur le RFC 3986 (en pratique, la nouvelle syntaxe est plus acceptante), introduction des composants (pour pouvoir faire des choses comme les fragments, qui marchaient avec tous les autres URI)… L'annexe C, elle, présente les changements par rapport au RFC 3406 : politique d'enregistrement d'un NID plus libérale (examen par un expert au lieu d'examen par l'IETF), suppression des NID expérimentaux (nom commençant par x-) en raison du RFC 6648


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RFC 8143: Using Transport Layer Security (TLS) with Network News Transfer Protocol (NNTP)

Date de publication du RFC : Avril 2017
Auteur(s) du RFC : J. Élie
Chemin des normes
Première rédaction de cet article le 25 avril 2017


Ce RFC concernant le protocole NNTP met à jour l'ancien RFC 4642 qui donnait des conseils TLS très spécifiques (activer la compression, utiliser RC4...), conseils qui n'ont pas résisté à l'évolution de la cryptographie. On arrête donc de donner des conseils TLS spécifiques, NNTP a un usage générique de TLS et doit donc se référer au RFC générique BCP 195 (actuellement RFC 7525).

NNTP, le protocole de transport des News, est normalisé dans le RFC 3977. Il peut utiliser TLS (RFC 5246) pour sécuriser la communication entre deux serveurs NNTP, ou bien entre serveur et client. Le RFC 4642, qui décrivait cet usage de TLS, faisait une erreur : il donnait des conseils de cryptographie. Or, d'une part, NNTP ne faisait pas un usage particulier de la cryptographie, et n'avait pas besoin de recommandations spécifiques et, d'autre part, la cryptographie est un domaine qui évolue. Ainsi, les fonctions de compression de données de TLS sont aujourd'hui considérées comme une mauvaise idée, dans la plupart des cas (attaque CRIME, cf. RFC 7525, section 3.3).

L'essentiel de notre nouveau RFC est dans sa section 3 : désormais, il faut suivre le RFC de bonnes pratiques TLS, BCP 195 (actuellement RFC 7525).

De même que le courrier électronique peut préciser dans un en-tête Received: que la connexion SMTP était protégée par TLS, de même NNTP permet d'ajouter dans le champ Path: (section 3.1.5 du RFC 5536) une indication que le pair a été authentifié (deux points d'exclamation de suite).

La section 2 du RFC résume les changements par rapport au RFC 4642 (la liste complète est dans l'annexe A). Comme dit plus haut, la compression TLS est désormais fortement déconseillée (à la place, on peut utiliser l'extension de compression de NNTP, normalisée dans le RFC 8054). Il est très nettement recommandé d'utiliser du TLS implicite (connexion sur un port dédié (le 563 pour les clients, non spécifié pour les autres serveurs), au lieu de la directive STARTTLS, qui est vulnérable à l'attaque décrite dans la section 2.1 du RFC 7457). Il ne faut évidemment plus utiliser RC4 (cf. RFC 7465), mais les algorithmes de chiffrement obligatoires de TLS. Il faut utiliser l'extension TLS Server Name Indication (RFC 6066, section 3). Et, pour authentifier, il faut suivre les bonnes pratiques TLS des RFC 5280 et RFC 6125.

Comme la plupart des mises en oœuvre de NNTP-sur-TLS utilisent une bibliothèque TLS générique, elles suivent déjà une bonne partie des recommandations de ce RFC. Après, tout dépend des options particulières qu'elles appellent…

Merci à Julien Élie pour une relecture attentive (j'avais réussi à mettre plusieurs erreurs dans un article aussi court.)


Téléchargez le RFC 8143


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RFC 8153: Digital Preservation Considerations for the RFC Series

Date de publication du RFC : Avril 2017
Auteur(s) du RFC : H. Flanagan (RFC Editor)
Pour information
Première rédaction de cet article le 25 avril 2017


La préservation, sur le long terme, des documents qui ne sont jamais passés par une forme papier, est un défi important de notre époque. Nous pouvons relire aujourd'hui toute la correspondance du ministère des affaires étrangères de Louix XV, pourrons-nous, dans un siècle ou deux, relire les documents numériques du vingtième siècle ? Pourrons-nous relire les RFC ? C'est le but de ce document que d'explorer les pistes permettant de donner aux RFC une meilleure chance de conservation.

Le RFC Editor (RFC 6635) est à la fois l'éditeur et l'archiviste des RFC. Les deux fonctions sont souvent contradictoires : l'éditeur voudrait utiliser les derniers gadgets pour publier des jolis trucs (multimédia, par exemple, ou contenus exécutables), l'archiviste est prudent et conservateur et voudrait des technologies simples. L'éditeur doit produire des documents clairs et lisibles. L'archiviste doit les conserver, et pour une durée potentiellement bien plus longue que les modes technologiques, durée qui peut atteindre des siècles (on est ravis, aujourd'hui, quand on retrouve les textes de lois d'un royaume depuis longtemps oublié, au fin fond de la Mésopotamie, même quand ces lois ont depuis longtemps cessé d'être applicables).

Notez que des organisations comme l'IETF produisent plein de documents (les discussions sur les listes de diffusion, par exemple), mais que ce RFC se focalise sur la préservation des RFC.

Historiquement, les RFC étaient en texte seul. Ce format avait des tas d'avantages. Simple, et auto-documenté (la seule spécification nécessaire pour le comprendre était ASCII), il convenait bien à l'archivage. Régulièrement, des naïfs demandaient que le RFC Editor passe à un format « plus moderne », en général une mode passagère, oubliée quelques années après. Le texte seul a donc tenu très longtemps, et à juste titre.

Mais la roue de l'histoire a fini par tourner et le RFC 6949 a pris acte du fait qu'on n'allait pas rester en texte seul éternellement. Le format officiel des RFC, décrit dans le RFC 7990 est désormais fondé sur XML, avec divers enrichissements comme le jeu de caractères Unicode (RFC 7997) ou les images en SVG (RFC 7996). Cela fait peser une pression plus forte sur l'archivage : si on est certain de pouvoir relire le texte brut en ASCII dans cent ans, qu'en est-il d'images SVG ? L'ancien système d'archivage des RFC ne va donc a priori pas suffire. (Le XML lui-même est relativement auto-documenté. Si on met des documents XML sous les yeux d'un programmeur qui n'en a jamais vu, il pourra probablement rétro-ingénierer l'essentiel. Ce n'est pas forcément le cas des vocabulaires qui utilisent XML, notamment le compliqué SVG.)

Le nouveau système d'archivage suivra le cadre conceptuel d'OAIS (norme ISO 14721, disponible en ligne). Sur OAIS, on peut lire la bonne introduction d'Emmanuelle Bermes. Il faut notamment distinguer deux tâches (section 1.1 de notre RFC) :

  • Préservation des bits : archiver un fichier informatique et pouvoir le ressortir des dizaines d'années après, au bit près. Cela se fait, par exemple, en recopiant régulièrement le fichier sur de nouveaux supports physiques, et en vérifiant via une somme de contrôle ou une signature que rien n'a changé. Des classiques sauvegardes, vérifiées régulièrement, suffisent donc.
  • Préservation du contenu : il ne suffit plus de stocker et de restituer les bits, il faut aussi présenter le contenu à l'utilisateur. Avoir une copie parfaite des bits d'un fichier WordPerfect de 1990 ne sert pas à grand'chose s'il n'existe plus aucun logiciel capable de lire le Wordperfect sur les machines et systèmes d'exploitation modernes. Assurer la préservation du contenu est plus complexe, et il existe plusieurs solutions, par exemple de garder une description du format (pour qu'on puisse toujours développer un outil de lecture), et/ou garder non seulement les fichiers mais aussi les outils de lecture, et tout l'environnement qui permet de les faire fonctionner.

Ceci dit, ce problème d'archivage à long terme des fichiers numériques n'est ni nouveau, ni spécifique aux RFC. Il a été largement étudié par de nombreuses organisations. On peut citer la BNF, le projet LIFE en Grande-Bretagne, ou l'étude du cycle de vie faite à la Bibliothèque du Congrès. Des processus pour maintenir sur le long terme les fichiers, avec recopies régulières et nombreuses vérifications, existent.

Les RFC bénéficient depuis un certain temps d'un mécanisme similaire de préservation des bits : les métadonnées (indispensables pour retrouver un document) sont créées et enregistrées. Les fichiers sont recopiés d'un ordinateur à l'autre au fur et à mesure que les anciennes technologies de stockage deviennent dépassées. En outre, depuis 2010, tous les RFC sont imprimés sur du papier, pour avoir « ceinture et bretelles ». Les RFC plus anciens que 2010 subissent également parfois ce traitement, mais il existe des trous (RFC perdus, ou, tout simplement, problèmes avec le droit d'auteur, avant que cette question ne soit explicitement traitée, cf. RFC 8179).

Cette copie papier s'est avérée utile au moins une fois, quand 800 RFC ont dû être été re-saisis à la main, suite à une panne informatique (et une insuffisance des sauvegardes). Un petit détail amusant au passage : le RFC Editor à une époque acceptait des documents qui n'étaient pas des RFC, et qu'il faut aussi sauvegarder, voir l'histoire antique des RFC.

Il n'y a pas actuellement de sauvegarde de l'environnement logiciel utilisé pour lire les RFC, l'idée est que cela n'est pas nécessaire : on pourra toujours lire du texte brut en ASCII dans cent ans (la preuve est qu'on n'a pas de mal à relire le RFC 1, vieux de quarante-huit ans). Le processus de sauvegarde préserve les bits, et on considère que la préservation du contenu ne pose pas de problème, avec un format aussi simple. (Par exemple, l'impression sur le papier ne garde pas les hyperliens mais ce n'est pas un problème puiqu'il n'y en a pas dans le format texte brut.)

Mais, puisque les RFC vont bientôt quitter ce format traditionnel et migrer vers un format plus riche, il faut reconsidérer la question. La section 2 de notre RFC explore en détail les conséquences de cette migration sur chaque étape du cycle de vie. Il faut désormais se pencher sur la préservation des contenus, pas seulement des bits.

Certaines caractéristiques du cycle de vie des RFC facilitent l'archivage. Ainsi, les RFC sont immuables. Même en cas d'erreur dans un RFC, il n'y a jamais de changement (au maximum, on publie un nouveau RFC, comme cela avait été fait pour le RFC 7396). Il n'y a donc pas à sauvegarder des versions successives. D'autres caractéristiques du cycle de vie des RFC compliquent l'archivage. Ainsi, ce n'est pas le RFC Editor qui décide d'approuver ou pas un RFC (RFC 5741). Il n'a donc pas le pouvoir de refuser un document selon ses critères à lui.

Le RFC Editor maintient une base de données (qui n'est pas directement accessible de l'extérieur) des RFC, avec évidemment les métadonnées associées (état, auteurs, date, DOI, liens vers les éventuels errata puisqu'on ne corrige jamais un RFC, etc). Les pages d'information sur les RFC sont automatiquement tirées de cette base (par exemple https://www.rfc-editor.org/info/rfc8153, pour ce RFC).

Les RFC citent, dans la bibliographie à la fin, des références dont certaines sont normatives (nécessaires pour comprendre le RFC, les autres étant juste « pour en savoir plus »). Idéalement, les documents ainsi référencés devraient également être archivés (s'ils ne sont pas eux-même des RFC) mais ce n'est pas le cas. Notre RFC suggère que l'utilisation de Perma.cc serait peut-être une bonne solution. C'est un mécanisme d'archivage des données extérieures, maintenu par groupe de bibliothèques juridiques de diverses universités. Pour un exemple, voici la sauvegarde Perma.cc (https://perma.cc/E7QG-TG98) de mon article sur le hackathon de l'IETF.

Dans un processus d'archivage, une étape importante est la normalisation, qui va supprimer les détails considérés comme non pertinents. Elle va permettre la préservation du contenu, en évitant de garder des variantes qui ne font que compliquer la tâche des logiciels. Par exemple, bien que XML permette d'utiliser le jeu de caractères de son choix (en l'indiquant dans la déclaration, tout au début), une bonne normalisation va tout passer en UTF-8, simplifiant la tâche du programmeur qui devra un jour, écrire ou maintenir un logiciel de lecture du XML lorsque ce format sera à moitié oublié.

Or, au cours de l'histoire des RFC, le RFC Editor a reçu plein de formats différents, y compris des RFC uniquement sur papier. Aujourd'hui, il y a au moins le format texte brut, et parfois d'autres.

Maintenant qu'il existe un format canonique officiel (celui du RFC 7991), quelles solutions pour assurer la préservation du contenu ?

  • Best effort, préserver les bits et espérer (ou compter sur les émulateurs, ce qui se fait beaucoup dans le monde du jeu vidéo vintage),
  • Préserver un format conçu pour l'archivage (PDF/A-3 étant un candidat évident - voir le RFC 7995, d'autant plus que le XML original peut être embarqué dans le document PDF),
  • Préserver le XML et tous les outils, production, test, visualisation, etc. (Ce que les mathématiciens ou les programmeurs en langages fonctionnels appeleraient une fermeture.)

La première solution, celle qui est utilisée aujourd'hui, n'est plus réaliste depuis le passage au nouveau format. Elle doit être abandonnée. La deuxième solution sauvegarde l'information dans le document, mais pas le document lui-même (et c'est embêtant que le format archivé ne soit pas le format canonique, mais uniquement un des rendus). Et l'avenir de PDF/A-3 est incertain, on n'a pas encore essayé de le lire trente ans après, et les promesses du marketing doivent être considérées avec prudence (d'autant plus qu'il y a toujours peu d'outils PDF/A, par exemple aucun logiciel pour vérifier qu'un document PDF est bien conforme à ce profil restrictif). Pour la troisième solution, cela permettrait de refaire un rendu des RFC de temps en temps, adapté aux outils qui seront modernes à ce moment. Mais c'est aussi la solution la plus chère. Si on imagine un futur où XML, HTML et PDF sont des lointains souvenirs du passé, on imagine ce que cela serait d'avoir préservé un environnement d'exécution complet, les navigateurs, les bibliothèques dont ils dépendent, le système d'exploitation et même le matériel sur lequel il tourne !

Une solution plus légère serait de faire (par exemple tous les ans) un tour d'horizon des techniques existantes et de voir s'il est encore possible, et facile, de visualiser les RFC archivés. Si ce n'est pas le cas, on pourra alors se lancer dans la tâche de regénérer des versions lisibles.

Au passage, il existe déjà des logiciels qui peuvent faciliter certains de ces activités (le RFC cite le logiciel libre de gestion d'archives ArchiveMatica).

Après cette analyse, la section 3 de notre RFC va aux recommandations : l'idée est de sauvegarder le format canonique (XML), un fichier PDF/A-3, le futur outil xml2rfc et au moins deux lecteurs PDF (qui doivent être capables d'extraire le XML embarqué). Les tâches immédiates sont donc :

  • Produire les PDF/A-3 (à l'heure de la publication de ce RFC, l'outil n'est pas encore développé) avec le XML à l'intérieur, et l'archiver,
  • Archiver le format canonique (texte seul pour les vieux RFC, XML pour les nouveaux),
  • Archiver les versions majeures des outils, notamment xml2rfc,
  • Archiver deux lecteurs PDF,
  • Avoir des partenariats avec différentes institutions compétentes pour assurer la sauvegarde des bits (c'est déjà le cas avec la bibliothèque nationale suédoise). Un guide d'évaluation de ce ces archives est ISO 16363.

La version papier, par contre, ne sera plus archivée.

Conclusion (section 4) : les RFC sont des documents importants, qui ont un intérêt pour les générations futures, et qui valent la peine qu'on fasse des efforts pour les préserver sur le long terme.


Téléchargez le RFC 8153


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Icinga notifications to Mastodon

First publication of this article on 23 April 2017


I use Icinga to monitor my hosts and services. Notification of problems, with Icinga, is not hardwired in the software, it is delegated to an external program. So, if you know how to send a message from a program, you can use this for notifications. Here, I explain how I did to toot (send) my Icinga notifications to Mastodon.

Mastodon is the latest trendy social network: unlike Twitter, Facebook, Slack or Instagram, it is decentralized, and does not depend on a given corporation. There is an API to perform Mastodon functions. I'm too lazy to write my own program, so I rely on the madonctl, written in Go. Let's install it. (If you use Debian like me, do note it does not compile on Debian stable, you'll need unstable, or a backport.)

% go get github.com/McKael/madonctl
    

Then, if the directory where go get installs the binaries is in your PATH, you can use the command:

%    madonctl
madonctl is a CLI tool for the Mastodon REST API.

You can use a configuration file to store common options.
...    
    

Now, let's configure it with the name of your Mastodon instance, the user name at this instance, and your password:

    
% mkdir -p ~/.config/madonctl
% madonctl config dump -i MY_INSTANCE  -L MY_MASTODON_NAME -P MY_PASSWORD > ~/.config/madonctl/madonctl.yaml

Let's test that we can toot (post a message):

%  madonctl toot "Writing a blog article" 
- Status ID: 310679
  From: bortzmeyer
  Timestamp: 2017-04-23 18:56:59.141 +0000 UTC
  Contents: Writing a blog article
  URL: https://mastodon.gougere.fr/@bortzmeyer/310679

OK, now that the command-line tool works, let's configure Icinga. First, decide if you want your Icinga notifications to be public or not. In the first case, you'll simply send them without anything specific, like I did with the test toot above. In the second case, you'll probably use Mastodon "direct" option, as I do. Your toots will be only visible to you. Let's start with the users.conf file to configure the account that will receive the notification toots:

object User "icingaadmin" {
...
  email = "ME@MY.EMAIL.SITE"
  vars.mastodon = "MY_MASTODON_NAME"
}
    

I would have preferred to name the variable simply mastodon but Icinga does not let me create a new attribute for users (one of the annoying things with Icinga is to find out if a custom attribute is allowed or not; "it depends"; and it's not well documented.) So, I use the vars dictionary.

Now, let's create the notification command itself. Based on Icinga's email notification script, it will be a simple shell script wrapper around madonctl. /mastodon-host-notification.sh will be:

    

#!/bin/sh

export HOME=/var/lib/nagios

template=$(cat <<TEMPLATE
@$USERMASTODON Icinga $NOTIFICATIONTYPE - $HOSTDISPLAYNAME is $HOSTSTATE

Notification Type: $NOTIFICATIONTYPE

Host: $HOSTALIAS
Address: $HOSTADDRESS
State: $HOSTSTATE

Date/Time: $LONGDATETIME

Additional Info: $HOSTOUTPUT

Comment: [$NOTIFICATIONAUTHORNAME] $NOTIFICATIONCOMMENT
TEMPLATE
)

/usr/share/gocode/bin/madonctl toot --visibility direct $(/usr/bin/printf "%b" "$template") 

And mastodon-service-notification.sh will be almost identical:

  

#!/bin/sh

export HOME=/var/lib/nagios

template=$(cat <<TEMPLATE
@$USERMASTODON Icinga $NOTIFICATIONTYPE - $HOSTDISPLAYNAME $SERVICEDISPLAYNAME is $SERVICESTATE

Notification Type: $NOTIFICATIONTYPE

Service: $SERVICEDESC
Host: $HOSTALIAS
Address: $HOSTADDRESS
State: $SERVICESTATE

Date/Time: $LONGDATETIME

Additional Info: $SERVICEOUTPUT

Comment: [$NOTIFICATIONAUTHORNAME] $NOTIFICATIONCOMMENT
TEMPLATE
)

/usr/share/gocode/bin/madonctl toot --visibility direct $(/usr/bin/printf "%b" "$template")
	   

(And if you don't know the printf command, it's time to learn.)

Now, let's declare this notification command to Icinga, in commands.conf:

object NotificationCommand "mastodon-host-notification" {
  command = [ SysconfDir + "/icinga2/scripts/mastodon-host-notification.sh" ]

  env = {
    NOTIFICATIONTYPE = "$notification.type$"
    HOSTALIAS = "$host.display_name$"
    HOSTADDRESS = "$address$"
    HOSTSTATE = "$host.state$"
    LONGDATETIME = "$icinga.long_date_time$"
    HOSTOUTPUT = "$host.output$"
    NOTIFICATIONAUTHORNAME = "$notification.author$"
    NOTIFICATIONCOMMENT = "$notification.comment$"
    HOSTDISPLAYNAME = "$host.display_name$"
    USERMASTODON = "$user.vars.mastodon$"
  }
}

object NotificationCommand "mastodon-service-notification" {
  command = [ SysconfDir + "/icinga2/scripts/mastodon-service-notification.sh" ]

  env = {
    NOTIFICATIONTYPE = "$notification.type$"
    HOSTALIAS = "$host.display_name$"
    HOSTADDRESS = "$address$"
    SERVICESTATE = "$service.state$"
    LONGDATETIME = "$icinga.long_date_time$"
    SERVICEOUTPUT = "$service.output$"
    NOTIFICATIONAUTHORNAME = "$notification.author$"
    NOTIFICATIONCOMMENT = "$notification.comment$"
    SERVICEDISPLAYNAME = "$service.display_name$"
    USERMASTODON = "$user.vars.mastodon$"
  }
}

We reference the scripts we just wrote. Note two things:

  • The environment variable USERMASTODON derives from user.vars.mastodon, not just user.mastodon, because mastodon is not a built-in attribute,
  • And we do not define the environment variable HOME in the env array above, since it seems ignored. Instead, we define it in the scripts (export HOME=/var/lib/nagios). Otherwise, madonctl cannot find the configuration file and complains "no instance provided".

Now, let's configure the notifications themselves, in notifications.conf:

   
apply Notification "mastodon-icingaadmin" to Host {
  import "mastodon-host-notification"

  user_groups = host.vars.notification.mastodon.groups
  users = host.vars.notification.mastodon.users

  assign where host.vars.notification.mastodon
}

apply Notification "mastodon-icingaadmin" to Service {
  import "mastodon-service-notification"

  user_groups = host.vars.notification.mastodon.groups
  users = host.vars.notification.mastodon.users

  assign where host.vars.notification.mastodon
}
  

We can now define the required variables for each host we're interested in, or in a general template if we want to be "tooted" for all our hosts. In templates.conf:

template Host "generic-host" {
...
  vars.notification["mastodon"] = {
    groups = [ "icingaadmins" ]
  }
}
  

And that's all. Restart Icinga and wait for the next problem to be "tooted". If you're impatient, break a host or a service to see what happens or, better, use the explicit notification function of Icinga (in the panel for a Host or a Service, near the top). You can see online an example of notification.


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RFC 8145: Signaling Trust Anchor Knowledge in DNS Security Extensions (DNSSEC)

Date de publication du RFC : Avril 2017
Auteur(s) du RFC : D. Wessels (Verisign), W. Kumari (Google), P. Hoffman (ICANN)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF dnsop
Première rédaction de cet article le 19 avril 2017


L'utilisation de DNSSEC implique que le résolveur DNS ait une ou plusieurs clés de départ de la validation (trust anchors). Typiquement, le résolveur aura une clé pour la racine, les autres domaines étant validés en suivant l'arborescence du DNS (cela se configure, même si la plupart des résolveurs viennent avec une pré-configuration pour la clé ICANN de la racine). Seulement, parfois, les clés changent et le gérant d'un domaine aimerait bien savoir, avant de supprimer l'ancienne clé, si les résolveurs ont bien tous reçu la nouvelle. D'où cette nouvelle option EDNS où le résolveur signale au serveur faisant autorité la liste des clés qu'il utilise comme point de départ de la validation. (Le RFC décrit également une autre méthode, non fondée sur EDNS.)

En toute rigueur, il faut dire que le résolveur ne transmet pas les clés mais les identificateurs courts (key tags ou key IDs), qui sont un condensat de 16 bits des clés (section 3.1.6 du RFC 4034, et notez dans l'annexe B du même RFC que ce ne sont pas des condensats cryptographiques). On trouve cet identificateur de clé si on utilise l'option +multi de dig :

% dig +multi DNSKEY tf
...
;; ANSWER SECTION:
tf.			172800 IN DNSKEY 257 3 8 (
                                ...
				) ; KSK; alg = RSASHA256; key id = 12520
tf.			172574 IN DNSKEY 256 3 8 (
                                ...
				) ; ZSK; alg = RSASHA256; key id = 51793
...
tf.			172574 IN RRSIG	DNSKEY 8 1 172800 (
				20170524190422 20170325180422 12520 tf.
...
    

Il est utilisé pour la communication entre humains mais on le trouve aussi dans les enregistrements DS chez le parent :

% dig DS tf
...
;; ANSWER SECTION:
tf.			86400 IN DS 12520 8 2 (
				2EC74274DD9AA7FFEA33E695EFF98F17F7C78ABD2D76
				EDBBDE4EDD4630D68FA2 )
...

Ainsi que dans les signatures :

% dig +dnssec SOA tf
...
;; ANSWER SECTION:
tf.			172800 IN SOA nsmaster.nic.fr. hostmaster.nic.fr. (
				2222242731 ; serial
                               ...
tf.			172800 IN RRSIG	SOA 8 1 172800 (
				20170531124004 20170401114004 51793 tf.
                                ...

On voit ici que la clé de .tf dans la racine est la 12520, qui signe la clé 51793, qui elle-même signe les enregistrements.

Si vous n'êtes pas parfaitement au point sur la terminologie DNSSEC, lisez la section 3 du RFC. Et, à titre d'exemple, voici la configuration d'un résolveur Unbound pour utiliser comme clés de départ de la validation celles de Yeti :

% cat /etc/unbound/unbound.conf
...
server:
    ...
    auto-trust-anchor-file: "/var/lib/unbound/yeti.key"
    ...

% cat /var/lib/unbound/yeti.key
.	86400	IN	DNSKEY	257 3 8 AwE...8uk= ;{id = 59302 (ksk), size = 2048b} ;;state=1 [ ADDPEND ] ;;count=67 ;;lastchange=1488474089 ;;Thu Mar  2 18:01:29 2017
.	86400	IN	DNSKEY	257 3 8 AwE...y0U= ;{id = 19444 (ksk), size = 2048b} ;;state=2 [  VALID  ] ;;count=0 ;;lastchange=1472139347 ;;Thu Aug 25 17:35:47 2016

On voit deux clés, d'identificateurs 59302 et 19444. Tout contenu signé avec une de ces deux clés sera accepté. (Le fait qu'il y ait deux clés alors qu'une suffirait est dû au fait qu'un changement est en cours, suivant le RFC 5011.)

Voyons maintenant la première façon de signaler ses clés dont dispose un résolveur, la méthode EDNS (section 4 de notre RFC, et voir le RFC 6891, pour les détails sur ce qu'est EDNS). On utilise une nouvelle option EDNS, edns-key-tag (code 14 dans le registre IANA). Comme toutes les options EDNS, elle comprend le code (14), la longueur, puis une suite d'identificateurs de clés. Par exemple, le résolveur Unbound montré plus haut enverrait une option {14, 4, 59302, 19444} (longueur quatre car il y a deux identificateurs, de deux octets chacun). Il est recommandé d'utiliser cette option pour toutes les requêtes de type DNSKEY (et jamais pour les autres).

Notez que le serveur qui reçoit une requête avec cette option n'a rien à faire : elle est juste là pour l'informer, la réponse n'est pas modifiée. S'il le souhaite, le serveur peut enregistrer les valeurs, permettant à son administrateur de voir, par exemple, si une nouvelle clé est largement distribuée (avant de supprimer l'ancienne).

La deuxième méthode de signalisation, celle utilisant le QNAME (Query Name, le nom indiqué dans la requête DNS) figure en section 5. La requête de signalisation utilise le type NULL (valeur numérique 10), et un nom de domaine qui commence par « _ta- », suivi de la liste des identificateurs en hexadécimal (dans cet article, ils étaient toujours montré en décimal) séparés par des traits. Le nom de la zone pour laquelle s'applique ces clés est ajouté à la fin (la plupart du temps, ce sera la racine, donc il n'y aura rien à ajouter). En reprenant l'exemple du résolveur Unbound plus haut, la requête sera _ta-4bf4-e7a6.. Comme ce nom n'existe pas, la réponse sera certainement NXDOMAIN.

Le serveur utilise cette requête comme il utilise l'option EDNS : ne rien changer à la réponse qui est faite, éventuellement enregistrer les valeurs indiquées, pour pouvoir informer l'administrateur du serveur.

Voilà, comme vous voyez, c'est tout simple. Reste quelques petites questions de sécurité (section 7) et de vie privée (section 8). Pour la sécurité, comme, par défaut, les requêtes DNS passent en clair (RFC 7626), un écoutant indiscret pourra savoir quelles clés utilise un résolveur. Outre que cela peut permettre, par exemple, de trouver un résolveur ayant gardé les vieilles clés, la liste peut révéler d'autres informations, par exemple sur le logiciel utilisé (selon la façon dont il met en œuvre le RFC 5011). C'est donc un problème de vie privée également.

Notez aussi que le client peut mentir, en mettant de fausses valeurs. Par exemple, il pourrait envoyer de faux messages, avec une adresse IP source usurpée, pour faire croire que beaucoup de clients ont encore l'ancienne clé, de façon à retarder un remplacement.

(Au passage, si vous voulez des informations sur le remplacement des clés DNSSEC de la racine, voyez la page de l'ICANN, et la première expérimentation Yeti ainsi que la deuxième.)

Notez que le mécanisme utilisé a beaucoup varié au cours du développement de ce RFC (section 1.1, sur l'histoire). Au début, il n'y avait que l'option EDNS, en copiant sur le mécanisme du RFC 6975. Mais EDNS a quelques limites :

  • Il n'est pas de bout en bout : si une requête passe par plusieurs résolveurs, les options EDNS ne sont pas forcément transmises,
  • Il y a toujours le problème des stupides et bogués boitiers intermédiaires, qui bloquent parfois les paquets ayant une option EDNS qu'ils ne connaissent pas,
  • Comme l'option n'est pas forcément envoyée à chaque requête DNS, un résolveur pourrait avoir besoin de mémoriser les valeurs envoyées par ses clients, afin de les transmettre, ce qui l'obligerait à garder davantage d'état.

L'approche concurrente, avec le QNAME, a aussi ses inconvénients :

  • Elle ne permet pas de distinguer les clés connues du client, de celles connues par le client du client (si plusieurs résolveurs sont chaînés, via le mécanisme forwarder),
  • Elle nécessite deux requêtes, une avec la demande normale, une avec le QNAME spécial : en cas de répartition de charge entre serveurs, par exemple avec l'anycast, ces deux requêtes peuvent même aboutir sur des serveurs différents,
  • Enfin la requête avec le QNAME spécial peut ne pas être transmise du tout, en cas de mise en mémoire énergique des réponses négatives par un résolveur intermédiaire (cf. RFC 8020 and RFC 8198).

D'où le choix (chaudement discuté) de fournir les deux méthodes.

À l'heure actuelle, je ne connais qu'une seule mise en œuvre de ce RFC, introduite dans BIND 9.10.5 rc1 (« named now provides feedback to the owners of zones which have trust anchors configured by sending a daily query which encodes the keyids of the configured trust anchors for the zone. This is controlled by trust-anchor-telemetry »).


Téléchargez le RFC 8145


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Premier essai (raté) de raccordement à la Fibre

Première rédaction de cet article le 18 avril 2017
Dernière mise à jour le 19 avril 2017


Comme tout le monde, je voudrais un accès au Très Haut Débit de la Mort qui Tue, grâce à la fibre optique (en fait, c'est plus la meilleure latence qui m'intéresse, mais la publicité ne rentre pas dans ces subtilités). Il y a quelques années, j'ai donc rempli le formulaire en ligne auprès de mon opérateur pour avoir accès à cette merveilleuse technologie. J'ai finalement eu un rendez-vous le 18 avril pour l'arrivée de la fibre chez moi. Mais ça ne marche pas du premier coup.

D'abord, les faits. J'habite en « zone très dense », à Paris, et je suis donc a priori du bon côté de la fracture numérique. Il y a longtemps que je regarde avec envie la fibre qui est dans le garage au sous-sol :

Mais la faire monter dans les étages, et arriver dans les appartements, c'est autre chose. Ce sont les derniers mètres les plus durs. Les deux techniciens envoyés par Free sont arrivés à l'heure, mais sans reconnaissance préalable. Comme à chaque installation de fibre (d'après tous les témoignages que j'ai vu), ils découvrent le terrain à leur arrivée. Ils ont démonté la prise téléphonique, parce qu'il parait qu'elle abritait un fourreau (un tuyau en plastique) où glisserait la fibre. Sauf que… pas de fourreau visible. Même chose dans la prise libre à côté. Et dans la prise du câble, pas la place de faire glisser la fibre (et, apparemment, pas le droit d'arracher ce câble, qui ne sert pourtant à rien).

Problème : la fibre arrive bien sur le palier, mais comment la faire rentrer dans l'appartement s'il n'y a aucun fourreau qui arrive jusqu'aux prises ? Une solution évidente est de percer le mur et de faire une fibre à l'air, collée au mur pour gagner les prises. Outre le problème esthétique, cela impose de percer un mur qui ne m'appartient pas, puisqu'il fait l'interface avec les parties communes de l'immeuble. On va demander à la gardienne, qui explique que la société qui gère l'immeuble refuse absolument qu'on fasse cela, puisqu'il y a des fourreaux (soupir…). (Sur Mastodon, on m'a suggéré de percer sans demander l'autorisation, en espérant que cela ne se voit pas trop, mais une telle malhonnêté révulse ma conscience de citoyen.)

Bref, les techniciens repartent sans avoir pu résoudre le problème. Pas de fibre pour aujourd'hui.

Pourquoi est-ce si compliqué ? L'une des raisons est la multiplicité des acteurs (ah, les merveilles de la concurrence…) Il y a la propriétaire (la mairie), la société de gestion, le locataire (moi), le FAI (Free), la société qui fait les installations… Ces acteurs ne communiquent pas, et résoudre un problème prend donc beaucoup de temps, d'autant plus qu'il n'est pas facile de trouver un interlocuteur (j'avais demandé à Free si je pouvais parler avec les techniciens avant qu'ils viennent, pour discuter de deux ou trois problèmes que j'avais identifiés, mais ce n'est apparemment pas possible).

Ensuite, les documentations qu'on peut trouver en ligne semblent toutes faites pour un cas unique (on est propriétaire), qui n'est pas le mien (« vous devez soulever le problème en assemblée générale des copropriétaires »).

Bref, on est loin des discours. La connexion généralisée à la fibre optique fait partie des « grands sujets » sur lesquels on fait de nombreux colloques, des « Plan France Très Très Vraiment Très Haut Débit 2010-2020 », d'innombrables rapports, des promesses électorales (« je lancerai un plan fibre ambitieux doté de N millions de brouzoufs, pourqu'aucun de nos compatriotes ne reste tristement relié à l'ADSL ») et des déclarations ministérielles. Mais les problèmes concrets du terrain de base semblent largement ignorés.

Je ne suis pas le seul à avoir expérimenté des problèmes bêtes et pratiques lors de la pose de la fibre, voir l'excellent récit de Guigui ou bien celui de Tom.

Prochaine étape pour moi : appeler la société gestionnaire de l'immeuble, essayer d'y trouver quelqu'un qui comprenne mes questions, et demander pourquoi il n'y a pas de fourreaux, est-ce qu'on peut en faire poser, ou bien est-ce qu'on peut percer le mur sinon ?

Mise à jour : depuis la première parution de cet article, j'ai reçu d'innombrables conseils, notamment sur les réseaux sociaux. merci à tou·te·s pour les dits conseils, que je crois pouvoir classer en deux catégories. La première, ce sont les variantes autour de « on s'en fout des autorisations, perce, personne ne s'en apercevra et, s'ils râlent, envoie-les promener ». C'est radical, mais, outre l'aspect moral (violer les règles, c'est vilain, c'est comme télécharger du Johnny Hallyday sans l'autorisation des ayant-tous-les-droits), c'est risqué : un accident pendant l'opération et on a des ennuis.

Deuxième catégorie de conseils, les conseils techniques (« tirer le câble coaxial pour tirer une aiguille, et après se servir de cette aiguille pour retirer le câble et la fibre » ou bien « fais rentrer la fibre par le fourreau dans les parties communes, pousse-le et essaie de voir par où elle sort »). Ces conseils sont certainement très pertinents mais ils me font poser une question : pour avoir le Très Haut Débit de la Fibre chez soi, faut-il donc être à la fois juriste, entrepreneur en bâtiment, diplomate, et très bricoleur ? Le citoyen ordinaire qui ne sait pas faire grand'chose n'a-t-il pas droit lui aussi à la fibre ?


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Hackathon de l'IETF

Première rédaction de cet article le 29 mars 2017


Bon, les hackathons, c'est un sujet banal, la majorité (la totalité ?) de mes lect·eur·rice·s ont déjà participé à un hackathon mais, pour moi, c'était la première fois. Donc, en mode « Stéphane découvre les hackathons après tout le monde », voici celui de l'IETF qui s'est tenu les 25 et 26 mars à Chicago.

Le concept est à la mode, c'est sûr, mais il est aussi extrêmement galvaudé. Toute startup, tout gouvernement, toute organisation de powerpointeurs se doit aujourd'hui d'avoir son hackathon. La plupart du temps, il s'agit juste de vagues rassemblements qui commencent à 10 h, s'interrompent de 12 à 14 h, et se terminent par des pitches à 16 h. Il s'agit d'avantage de séances de remue-méninges, voire de purs évenements de communication, que de vrais hackathons.

Mais, alors, c'est quoi, un « vrai » hackathon ? C'est avant tout un rassemblement où on produit quelque chose. Pas forcément des programmes, mais c'est souvent le cas, puisque le concept vient du monde de l'informatique. Le hackathon, pour moi, c'est une occasion où on parle, certes, on échange, mais il y a un but concret, à la fin, on a quelque chose qui tourne. Et comme le vrai travail prend du temps, un hackathon ne peut pas se dérouler en seulement quelques heures.

Et celui de l'IETF, c'est un « vrai » ? La tâche principale de l'IETF n'est pas de développer des programmes, c'est d'écrire des normes. Certes, l'IETF a toujours tiré fierté de son caractère concret, de l'importance donnée au « running code », au code qui marche. Mais la production de logiciels n'était pas une activité organisée de l'IETF. C'est seulement en 2015, à la réunion de Dallas, que l'IETF a organisé un hackathon, le week-end précédent la réunion. Ce n'est donc pas une vieille tradition.

On travaille sur quoi, à un hackathon IETF ? L'idée est évidemment de travailler sur les techniques IETF, donc toute la famille TCP/IP. Mais la priorité est surtout donnée aux normes en cours de développement : une mise en œuvre précoce peut aider à détecter des problèmes dans la spécification, apprécier son réalisme, avoir une idée des performances. La plupart des développeurs présents travaillaient donc sur des idées documentées dans un Internet-Draft.

Nous étions 14 équipes, chacune travaillant sur un sujet spécifique de l'IETF. La liste des équipes est disponible sur le Wiki du hackathon. J'étais dans l'équipe DNS (évidemment, vont dire certains). Globalement, c'est très libre, chacun travaille sur ce qu'il veut, et si on veut que les autres vous suivent, il faut les convaincre. Comme pour tout bon hackathon, on avait une salle de l'hôtel, du courant électrique, du Wifi, du café à volonté et de temps en temps des repas qui apparaissaient magiquement (non, je rigole, c'est Mozilla et Ericsson qui payaient les repas).

Chacun avait évidemment son ordinateur portable mais quelques uns avaient du matériel plus spécialisé comme l'équipe multicast :

À partir de là, chaque équipe a fait ses plans (voici le projet CAPPORT, le groupe de travail IETF qui essaie de nous sauver de ces affreux portails captifs, voir par exemple le RFC 7710) :

J'ai beaucoup aimé le concept. C'est très sympa de passer un week-end à ne faire que programmer et discuter d'informatique. L'ambiance était bonne (je craignais un peu que ce soit assez viriliste, tendance piscine d'une école parisienne à la mode, mais non). En prime, j'ai pu terminer mon sujet. Tout programme informatique moderne dépend d'autres programmes et bibliothèques et, souvent, les difficultés viennent de ces autres programmes qui ne font pas ce qu'on veut. Il faut alors prévenir le développeur, attendre qu'il réagisse. Ici, j'utilisais surtout la bibliothèque de programmes getdns et le développeur, Willem Toorop, était assis juste à côté de moi, je pouvais donc lui demander des trucs (« ya pas moyen de récupérer le certificat X.509 du pair, dans la struct renvoyée par un call reporting ? ») et il le faisait tout de suite (« j'ai mis ton truc, c'est dans la branche devel/, attention, j'ai pas testé »).

Allez, une image de nourriture, pour finir, pour montrer qu'on ne mangeait pas que des pizzas :


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RFC 8073: Coordinating Attack Response at Internet Scale (CARIS) Workshop Report

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : K. Moriarty (Dell EMC Corporation), M. Ford (Internet Society)
Pour information
Première rédaction de cet article le 29 mars 2017


Ce nouveau RFC fait le bilan de l'atelier CARIS (Coordinating Attack Response at Internet Scale) qui s'est tenu à Berlin le 18 juin 2015. Cet atelier avait pour but d'explorer les problèmes de coordination entre les victimes et témoins d'une attaque portant sur l'Internet. Ce RFC est un compte-rendu, les positions exprimées ne sont pas forcément celles de l'IAB ou de l'Internet Society (organisateurs de l'atelier). D'autant plus que les participants ont mis les pieds dans le plat, expliquant très bien pourquoi il n'y a toujours pas de coordination globale des acteurs de l'Internet face aux attaques.

L'atelier avait été organisé pour que les participants à la réunion FIRST de Berlin puissent venir. Il rassemblait cinquante acteurs (c'était un atelier fermé, sur invitation seulement) de l'Internet, représentant une grande diversité d'organisations. La liste des participants figure dans l'annexe B du RFC. Chaque participant avait rempli un article de deux pages expliquant son point de vue et/ou les problèmes qu'il·elle souhaitait aborder. Tous ces documents sont disponibles en ligne (je vous encourage à les lire). Dans le reste du RFC, n'attendez pas d'attribution de tel discours à tel participant, l'atelier était tenu sous la règle de Chatham House, pour que les discussions restent libre.

L'atelier a vu cinq sessions (cf. section 2 du RFC) autour de ce thème des attaques, et de la coordination pour y faire face :

  • Coordination entre les CSIRT, et avec ceux qui combattent directement l'attaque,
  • Répondre aux dDoS et aux botnets, avec passage à l'échelle pour les attaques de grande ampleur que nous voyons aujourd'hui,
  • Infrastructure de l'Internet, notamment les acteurs du DNS, et les RIR,
  • Problèmes de confiance et de confidentialité dans les échanges entre acteurs de l'Internet (un très gros sujet lors de l'atelier),
  • Conséquences des attaques sur l'architecture de l'Internet, et sur ses futures évolutions. (Peu de détails données dans le RFC sur cette dernière session.)

Parmi les organisations qui ont participé à la première session, on notait, entre autres :

  • L'ENISA qui, quoiqu'elle fasse de la formation et de l'échange, n'a pas directement d'activité concernant les attaques pendant qu'elles se produisent (l'ENISA n'est pas « temps réel »).
  • L'APWG, qui a un mécanisme d'échange entre acteurs (une clearing house).
  • Le Ren-ISAC (si vous ne savez pas ce qu'est un ISAC, c'est le moment d'apprendre) qui sert de point de partage d'informations dans le monde académique états-unien. Cet organisme permet une mutualisation des efforts (bien des universités n'ont pas les moyens d'avoir une équipe à temps plein pour réagir aux attaques 24 heures sur 24).
  • Le CERT brésilien, qui joue un rôle essentiel dans ce pays. Bien des pays, contrairement au Brésil, n'ont pas un CERT national mais plein de petits CERT limités à un groupe ou une entreprise.

Les principaux points mis en avant pendant cette session ont été :

  • La surveillance de masse effectuée par les États a mis en danger les mécanismes de coordination, en réduisant la confiance. On note qu'au contraire de tant de colloques bavards et convenus sur la cybersécurité, l'atelier CARIS n'a pas pratiqué la langue de bois. Au lieu de répéter en boucle que la cybersécurité était importante, qu'elle reposait sur l'échange et la coordination, les participants ont directement pointé les vrais problèmes  : les acteurs n'ont pas confiance dans l'État, et pour des très bonnes raisons, ce qui diminue l'éfficacité du travail en commun.
  • Les tentatives des certains États d'encourager le partage d'informations (par exemple via une agence nationale) n'ont pas été des succès.
  • Tout le monde veut que les autres partagent de l'information mais personne ne veut en donner. Ici encore, l'atelier pointe un problème que tout le monde connait, mais dont on ne parlait pas publiquement.
  • Outre les simples problèmes d'ego, le partage d'informations est handicapé par les craintes des organisations pour leur réputation : si on dit la vérité sur une attaque qu'on n'a pas bien paré, on va paraitre faible.
  • Les barrières de langue sont un gros problème. (Le RFC ne le dit pas, mais tout le monde pense aux immenses difficultés de communication avec les acteurs chinois. Des listes de diffusion comme celles de NANOG sont pleines de remarques amères « j'ai signalé le problème au FAI chinois et il n'a rien fait », sans que leur auteur se demande comment lui réagirait s'il recevait un rapport d'attaque écrit en mandarin. Contrairement à ce que pourrait laisser croire un certain discours globaliste, tout le monde ne parle pas anglais. Sans compter les problèmes culturels, encore plus difficiles.)
  • Les règles de protection de la vie privée (comme le réglement européen sur la protection des données personnelles) peuvent gêner l'échange d'information (on n'envoie pas un fichier contenant des adresses IP aux USA). (Derrière cette remarque, on peut lire l'agacement des États-Unis - qui eux-même n'envoient pas de données - face aux lois européennes plus protectrices, mais aussi le regret des professionnels de la lutte contre les attaques informatiques, face à des lois prévues pour traiter d'autres problèmes que les leurs.)

Deuxième session, sur les mesures de lutte contre les dDoS et les botnets, notamment sur la question du passage à l'échelle de ces efforts. Les points essentiels abordé furent :

  • Les mesures prises jusqu'à présent ont été plutôt efficaces. (C'était avant l'attaque contre Dyn, et le RFC ne mentionne pas le fait que la plupart de ces « mesures efficaces » ne sont accessibles qu'aux gros acteurs, ou à leurs clients, et que le petit hébergeur reste aussi vulnérable qu'avant.)
  • La tension entre les réactions à court terme (stopper l'attaque en cours) et les exigences du long terme (éradiquer réellement le botnet, ce qui implique de le laisser « travailler » un certain temps pour l'étudier) reste entière. Sans compter, là aussi, le manque d'échanges entre pompiers de la lutte anti-dDoS et chasseurs de botnets.
  • Il existe des groupes où règne une certaine confiance mutuelle comme le peu documenté CRAG.
  • Trier le trafic entrant, puis le filtrer, est un problème soluble. (Je note personnellement que, pour l'instant, les seules solutions sont des boîtes noires fermées. Un problème pour les gens attachés à la liberté.)
  • Il existe un groupe de travail IETF nommé DOTS qui travaille sur des mécanismes techniques facilitant l'échange de données pendant une attaque. Un effort précédant de l'IETF avait mené au RFC 6545. Les deux solutions sont conceptuellement proches mais DOTS est plus récent, devrait utiliser des techniques modernes et semble avoir davantage de soutiens de la part des acteurs.
  • Il existe une certaine dose de confiance dans le milieu mais pas complète. On ne peut pas toujours faire confiance aux informations reçues. À cette session également, le problème des services d'espionnage étatiques a été mentionné, comme une grosse menace contre la confiance.
  • La question brûlante des « arrêts automatiques » (automated takedowns) a été mentionnée. Certains cow-boys voudraient, compte-tenu de la rapidité des phénomènes en jeu, que certaines décisions puissent être automatiques, sans intervention humaine. Par exemple, un nom de domaine est utilisé pour une attaque « random QNAMEs », l'attaque est analysée automatiquement, signalée au registre et paf, le nom de domaine est supprimé. Inutile de dire que l'idée est très controversée.

Ensuite, troisième session, consacrée aux organisations de l'infrastructure DNS (par exemple les registres) et aux RIR. Les points étudiés :

  • L'utilisation du passive DNS (par exemple DNSDB) pour analyser certaines attaques.
  • Les données que détiennent les RIR, en raison de leur activité mais aussi suite à divers projets non directement liés à leur activité (comme l'observation des annonces BGP ou comme la gestion d'un serveur racine du DNS). Des participants ont regretté l'absence d'API standard pour accéder à ces données.
  • Certains des RIR ont déjà une coordination active avec des organisations qui réagissent en cas d'attaques.

Quatrième session, les problèmes de confiance. Tout le monde est d'accord pour dire que c'est cool de partager les données, et que c'est indispensable pour lutter efficacement contre les attaques. Alors, pourquoi si peu d'organisations le font ? Il n'y a clairement pas une raison unique. C'est un mélange de crainte pour la vie privée, de contraintes juridiques, de problèmes techniques, de différences culturelles et de simples malentendus. Sans compter le pur égoïsme (« partager mes données avec nos concurrents ??? ») Enfin, il faut rappeler qu'il est impossible de s'assurer du devenir de données numériques : si on passe nos données à quelqu'un, pour aider pendant une attaque, que deviendront-elles après ? (Envoyer des données aux USA, c'est la certitude qu'elles seront vendues et revendues.) Le RFC note que tous les participants à l'atelier ont estimé que ces raisons étaient mauvaises ou, plus exactement, qu'on pouvait trouver des solutions. Les points précis discutés :

  • La réputation est cruciale : il y a des gens à qui on envoie toutes les données qu'ils veulent et d'autres à qui on ne transmettra rien. (Sans la règle de Chatham House, on peut parier que personne n'aurait osé exprimer cette évidence pendant l'atelier.)
  • L'utilisation du TLP (certains participants regrettent son manque de granularité, je pense personnellement que déjà trop de gens ont du mal avec ses quatre niveaux).
  • Officielement, la confiance est entre organisations. En réalité, elle est entre individus (personne ne fait confiance à un machin corporate) et il faut donc développer des liens entre individus. En outre, la confiance est forcément limitée en taille : on ne fait confiance qu'à ceux qu'on connait et on ne peut pas connaître tout le monde. Comme le dit le RFC, «  Social interaction (beer) is a common thread amongst sharing partners to build trust relationships ».
  • Par analogie avec les marques déposées, certains se sont demandés s'il faudrait un mécanisme de labelisation de la confiance.
  • Plusieurs participants ont remarqué que le travail réel ne se faisait pas dans les structures officielles, mais dans des groupes fondés sur des relations de confiance. (Le RFC utilise le terme classique des geeks pour parler de ces groupes : cabals.) Comme le dit le RFC pudiquement, « This was not disputed. » (autrement dit, tout le monde le savait bien mais ne le disait pas).

La section 4 du RFC concerne le « et maintenant ? ». Il y a eu un consensus sur la nécessité de la formation (au sens large). Par exemple, on trouve toujours des professionnels de l'Internet qui ne connaissent pas BCP 38. Du travail pour les pédagogues (et les auteurs de blogs...)

Plus technique, la question des mécanismes techniques d'échange d'information a suscité des débats animés. Le RFC 6545 date de plus de dix ans. Il ne semble pas être universellement adopté, loin de là. Le groupe de travail DOTS fera-t-il mieux ? D'autres techniques ont été discutées comme TAXII ou XMPP-Grid. Ce dernier, fondé sur XMPP (RFC 6120) semble prometteur et est déjà largement mis en œuvre. Le groupe de travail nommé MILE a aussi un protocole nommé ROLIE (pas encore de RFC).


Téléchargez le RFC 8073


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Developing a monitoring plugin for DNS-over-TLS at the IETF hackathon

First publication of this article on 27 March 2017


The weekend of 25-26 march 2017, I participated to the IETF 98 hackathon in Chicago. The project was to develop a monitoring plugin for the DNS-over-TLS privacy protocol, standardized in RFC 7858. This is a small documentation of the result and of the lessons learned.

A bit of background, first. "Monitoring Plugins" is project to develop and maintain an excellent suite of testing programs to be used by many monitoring software like Icinga. Using their API was an obvious choice, allowing the plugin to be used in many places. And DNS-over-TLS? It's a way to improve privacy of DNS users by encrypting the DNS traffic (see RFC 7626 for the privacy issues of the DNS). DNS-over-TLS is described in RFC 7858, published less than one year ago. DNS-over-TLS is implemented in many DNS servers (such as Unbound) and there are several public DNS-over-TLS resolvers. All of them are experimental, "best effort" services and thus some monitoring is a good idea, so we can be sure they actually work most of the time. Existing monitoring plugins like check_dig cannot run with TLS.

The IETF hackathon is intended for development of IETF-related techniques. A monitoring plugin for this DNS-over-TLS service is a good fit for a hackathon: hard enough to require some work, but small enough to be reasonably completed in one weekend.

I prepared for the hackathon by setting up a Github repository and exploring the various possibilities. I saw two alternatives:

  • Use Go because it has both a nice DNS library and a good TLS standard package. On the other hand, I'm not sure that the Monitoring Plugins project accept plugins written in Go (I did not find precise rules about that). And the command line arguments parsing package of Go may make difficult to follow exactly the rules of the API.
  • Use C with the getdns package, which can do DNS over TLS (and many other things). Because most monitoring plugins are written in C, there was a lot of code to start with.

I choosed C and getdns for two reasons, the availability of getdns developers at the hackathon (that's the good thing with hackathons, working with people who are at the same table), and the problem of retrieving the PKIX certificate. Why did I need this certificate? Because I wanted to test things that are TLS-specific, such as a nearby expiration, by far the most common problem with TLS servers.

Using Go and the godns library, it is easy to do a DNS-over-TLS request with the Exchange() function. It is easy because it hides everything from the programmer. But it is also what makes it unsuitable for my purpose, it hides the TLS details and provides no way to retrieve the certificate. A possible solution would be to use godns only to create and parse DNS messages and to call directly the Go network and TLS libraries to send messages and receive responses. Then, I would have the certificate in the conn object. Certainly doable, but more work. So, I used C and getdns.

At first glance, it was not better, getdns does not give access to the certificate of the TLS connection. But this is what makes hackathons great: the developer of the library you use is in the same room and you can ask him "Willem, could you add this cool feature?", and a few minutes after, the feature is available in a git development branch. Basically, the new stuff uses the return_call_reporting getdns extension:

getdns_dict_set_int(extensions, "return_call_reporting",
                            GETDNS_EXTENSION_TRUE);     
    

and then you have a dictionary member call_reporting in the answer:

getdns_list    *report_list;
getdns_dict    *report_dict;
getdns_dict_get_list(this_response, "call_reporting", &report_list);
getdns_list_get_dict(report_list, 0, &report_dict);
    

The dictionary in the report has now a new member, tls_peer_cert (it will appear in getdns 1.1):

getdns_bindata *cert;
getdns_dict_get_bindata(report_dict, "tls_peer_cert", &cert);

To parse this certficate (which is in DER format), I use GnuTLS:

gnutls_datum_t  raw_cert;
time_t          expiration_time;
struct tm      *f_time;
raw_cert.size = cert->size;
raw_cert.data = malloc(cert->size);
memcpy(raw_cert.data, cert->data, cert->size);
gnutls_x509_crt_import(parsed_cert, &raw_cert, GNUTLS_X509_FMT_DER);
expiration_time = gnutls_x509_crt_get_expiration_time(parsed_cert);
strftime(msgbuf, 1000, "%Y-%m-%d", f_time);
printf("Expires on %s\n", msgbuf);

Now, I can test things like an incoming expiration of the certificate.

Another touchy issue was authentication. RFC 7858 allows to authenticate the server by a pinned cryptographic key. (Another authentication methods are under development at the IETF, see draft-ietf-dprive-dtls-and-tls-profiles.) That's another problem for Go, by the way: authentication is inflexible, and done by the TLS library. For getdns, on the contrary, is easy: just provide the pinned keys and getdns does the necessary checks:

    
keys = getdns_pubkey_pin_create_from_string(this_context, raw_keys);
getdns_list    *keys_list = getdns_list_create();
getdns_list_set_dict(keys_list, 0, keys);
getdns_dict_set_list(this_resolver, "tls_pubkey_pinset", keys_list);

and the result of the authentication is reported in the "call reporting" dictionary we already saw:

getdns_bindata *auth_status;
getdns_dict_get_bindata(report_dict, "tls_auth_status", &auth_status);
printf("Authentication is %s\n", auth_status->data);

Now, let's put it all together, compile and test from the command line (the arguments are the standard ones for the monitoring plugins, the servers are public servers):

    
% ./check-dns-with-getdns -H 2620:ff:c000:0:1::64:25 -n www.ietf.org
GETDNS OK - 121 ms, expiration date 2027-08-25, auth. Failed:  Address 2400:cb00:2048:1::6814:55 Address 2400:cb00:2048:1::6814:155 Address 104.20.0.85 Address 104.20.1.85

% echo $?
0

(We ask the return code of the command but this is what the monitoring software uses to find out whether everything is fine or not.) The authentication status was "Failed" because the server uses a self-signed certificate (otherwise, we would have obtained "None"). Here, we did not require authentication, so the global result is still OK. Should we provide the pinned key, it would be better:

% ./check-dns-with-getdns -H 2620:ff:c000:0:1::64:25 -n www.afnic.fr -k pin-sha256=\"pOXrpUt9kgPgbWxBFFcBTbRH2heo2wHwXp1fd4AEVXI=\"
GETDNS OK - 1667 ms, expiration date 2027-08-25, auth. Success:  Address 2001:67c:2218:30::24 Address 192.134.5.24

% echo $?
0

If the key is wrong, it fails:

% ./check-dns-with-getdns -H 2620:ff:c000:0:1::64:25 -n www.afnic.fr -a -k pin-sha256=\"pOXrpUt9kgPgbWxBFFcBTbRI2heo2wHwXp1fd4AEVXI=\"       
GETDNS CRITICAL - 123 ms, expiration date 2027-08-25, auth. Failed:  Address 2001:67c:2218:30::24 Address 192.134.5.24

And if the key is wrong and we require authentication (-r), we get a fatal error:

 % ./check-dns-with-getdns -H 2620:ff:c000:0:1::64:25 -n www.afnic.fr -r -k pin-sha256=\"pOXrpUt9kgPgbWxBFFcBTbRI2heo2wHwXp1fd4AEVXI=\" 
GETDNS CRITICAL - Error Generic error (1) when resolving www.afnic.fr at 2620:ff:c000:0:1::64:25

% echo $?
2

And of course, if the server has no DNS-over-TLS or if the server is down, or access to port 853 blocked, we also get an error:

% ./check-dns-with-getdns -H 8.8.8.8 -n www.afnic.fr                
GETDNS CRITICAL - Error Generic error (1) when resolving www.afnic.fr at 8.8.8.8

% echo $?                                            
2

(You can also appreciate the lack of details in error messages…)

By the way, how do you find the key of an existing server? Simplest way is with the gnutls-cli program, shipped with GnuTLS:

%  gnutls-cli -p 853 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a
...
pin-sha256:pAhhaG82hLpW/qXpEIuCknyIYM5iWnbMKsX12rSGm54=
    

(Yes, I know, it works only when you are not using Diffie-Hellman.)

Once it is tested, we can put it in a monitoring program. I choosed Icinga. The configuration is:

object CheckCommand "dns_with_getdns" {
  command = [ PluginContribDir + "/check_dns_with_getdns" ]

  arguments = {
        "-H" = "$address$",
        "-n" = "$dns_with_getdns_lookup$",
        "-a" = "$dns_with_getdns_authenticate$",
        "-e" = "$dns_with_getdns_accept_errors$",
        "-r" = "$dns_with_getdns_require_auth$",
	"-k" = "$dns_with_getdns_keys$",
        "-C" = "$dns_with_getdns_certificate$"
        }
}  

apply Service "dns-tls" {
  import "generic-service"

  check_command = "dns_with_getdns"
  assign where (host.address || host.address6) && host.vars.dns_over_tls
  vars.dns_with_getdns_lookup = "www.ietf.org"
  vars.dns_with_getdns_certificate = "7,3"
  vars.dns_with_getdns_accept_errors = false
}
     
object Host "oarc-dns" {
  import "generic-host"

  address = "2620:ff:c000:0:1::64:25"

  vars.dns_over_tls = true

  vars.dns_with_getdns_authenticate = true
  vars.dns_with_getdns_keys = "pin-sha256=\"pOXrpUt9kgPgbWxBFFcBTbRH2heo2wHwXp1fd4AEVXI=\""
}

Then we get the goal of every hackathon project: a screenshot .

Later, this code was used in the nice Project dnsprivacy-monitoring, which monitors all the public DNS-over-TLS resolvers.

Now, I'm not sure if I'll have time to continue to work on this project. There are several TODO in the code, and an ambitious goal: turn it into a proper plugin suitable for inclusion on the official Monitoring Plugins project. Even better would be to have a generic DNS checker based on getdns, replacing the existing plugins which depend on external commands such as dig. If you want to work on it, the code is at Github.

Many thanks to Willem Toorop for a lot of help and getdns additions, to Francis Dupont for debugging a stupid C problem with GnuTLS (garbage data, unaligned access, all the pleasures of C programming), and to Sara Dickinson for help, inspiration and animation of the DNS team.


L'article seul

Le transit Internet est-il vraiment mort ?

Première rédaction de cet article le 21 mars 2017


À la réunion APRICOT / APNIC du 20 février au 2 mars, à Hô-Chi-Minh-Ville, Geoff Huston a fait un exposé remarqué, au titre provocateur, « The death of transit ». A-t-il raison de prédire la fin du transit Internet ? Et pourquoi est-ce une question importante ?

Deux petits mots de terminologie, d'abord, s'inscrivant dans l'histoire. L'Internet avait été conçu comme un réseau connectant des acteurs relativement égaux (par exemple, des universités), via une épine dorsale partagée (comme NSFnet). Avec le temps, plusieurs de ces épines dorsales sont apparues, l'accès depuis la maison, l'association ou la petite entreprise est devenu plus fréquent, et un modèle de séparation entre les FAI et les transitaires est apparu. Dans ce modèle, le client se connecte à un FAI. Mais comment est-ce que les FAI se connectent entre eux, pour que Alice puisse échanger avec Bob, bien qu'ils soient clients de FAI différents ? Il y a deux solutions, le peering et le transit. Le premier est l'échange de trafic (en général gratuitement et informellement) entre des pairs (donc plus ou moins de taille comparable), le second est l'achat de connectivité IP, depuis un FAI vers un transitaire. Ces transitaires forment donc (ou formaient) l'épine dorsale de l'Internet. Le modèle de l'Internet a été un immense succès, au grand dam des opérateurs téléphoniques traditionnels et des experts officiels qui avaient toujours proclamé que cela ne marcherait jamais.

Mais une autre évolution s'est produite. Les utilisateurs ne se connectent pas à l'Internet pour le plaisir de faire des ping et des traceroute, ils veulent communiquer, donc échanger (des textes, des images, des vidéos…) À l'origine, l'idée était que l'échange se ferait directement entre les utilisateurs, ou sinon entre des serveurs proches des utilisateurs (ceux de leur réseau local). Le trafic serait donc à peu près symétrique, dans un échange pair-à-pair. Mais les choses se ne passent pas toujours comme ça. Aujourd'hui, il est de plus en plus fréquent que les communications entre utilisateurs soient médiées (oui, ce verbe est dans le Wiktionnaire) par des grands opérateurs qui ne sont pas des opérateurs de télécommmunication, pas des transitaires, mais des « plate-formes » comme les GAFA (Google, Apple, Facebook, Amazon). La communication entre utilisateurs n'est plus pair-à-pair mais passe par un intermédiaire. (On peut parler d'un Minitel 2.0.)

Bon, mais quel rapport avec l'avenir de l'Internet ? Mes lect·eur·rice·s sont très cultivé·e·s et savent bien que le Web, ce n'est pas l'Internet, et que le fait que deux utilisateurs de Gmail passent par Gmail pour communiquer alors qu'ils sont à 100 mètres l'un de l'autre n'est pas une propriété de l'Internet. (Les ministres et la plupart des journalistes n'ont pas encore compris cela, mais ça viendra.) L'Internet continue à fonctionner comme avant et on peut toujours faire du BitTorrent, et se connecter en SSH avec un Raspberry Pi situé à l'autre bout de la planète. (Notez qu'il s'agit de l'Internet en général : dans la quasi-totalité des aéroports et des hôtels, de nombreux protocoles sont interdits. Et ces malhonnêtes osent prétendre qu'ils fournissent un « accès Internet ».)

C'est là qu'on en arrive à l'exposé de Huston. Il note d'abord que les sites Web qui ne sont pas déjà chez un GAFA sont souvent hébergés sur un CDN. Ensuite, il fait remarquer que les GAFA, comme les CDN, bâtissent de plus en plus leur propre interconnexion. À ses débuts, Google était une entreprise comme une autre, qui achetait sa connectivité Internet à un fournisseur. Aujourd'hui, Google pose ses propres fibres optiques (ou achète des lambdas) et peere avec les FAI : encore un peu et Google n'aura plus besoin de transit du tout. Si tous les GAFA et tous les CDN en font autant (et la plupart sont déjà bien engagés dans cette voie), que deviendra le transit ? Qui pourra encore gagner sa vie en en vendant ? Et si le transit disparait, l'architecture de l'Internet aura bien été modifiée, par l'action de la minitélisation du Web. (Je résume beaucoup, je vous invite à lire l'exposé de Huston vous-même, ainsi que son article sur des thèmes proches.)

Notez que Huston n'est pas le premier à pointer du doigt cette évolution. Plusieurs articles moins flamboyants l'avaient déjà fait, comme les déjà anciens « The flattening internet topology: natural evolution, unsightly barnacles or contrived collapse? » ou « Internet Inter-Domain Traffic ». Mais Huston réussit toujours mieux à capter l'attention et à résumer de manière percutante un problème complexe.

Alors, si Huston a raison, quelles seront les conséquences de la disparition du transit ? Huston note qu'une telle disparition pourrait rendre inutile le système d'adressage mondial (déjà très mal en point avec l'épuisement des adresses IPv4 et la prévalence du NAT), voire le système de nommage mondial que fournit le DNS. Le pair-à-pair, déjà diabolisé sur ordre de l'industrie du divertissement, pourrait devenir très difficile, voire impossible. Aujourd'hui, même si 95 % des utilisateurs ne se servaient que des GAFA, rien n'empêche les autres de faire ce qu'ils veulent en pair-à-pair. Demain, est-ce que ce sera toujours le cas ?

Mais est-ce que Huston a raison de prédire la mort du transit ? D'abord, je précise que je suis de ceux qui ne croient pas à la fatalité : ce sont les humains qui façonnent l'histoire et les choses peuvent changer. Décrire la réalité, c'est bien, mais il faut toujours se rappeler que c'est nous qui la faisons, cette réalité, et que nous pouvons changer. Essayons de voir si les choses ont déjà changé. Huston aime bien provoquer, pour réveiller son auditoire. Mais il faut bien distinguer l'apparence et la réalité.

Les observateurs légers croient que tout l'Internet est à leur image. Comme eux-même ne se servent que de Gmail et de Facebook, ils expliquent gravement en passant à la télé que l'Internet, c'est Google et Facebook. Mais c'est loin d'être la totalité des usages. Des tas d'autres usages sont présents, par exemple dans l'échange de données entre entreprises (y compris via d'innombrables types de VPN qui transportent leurs données… sur Internet), les SCADA, BitTorrent, la recherche scientifique et ses pétaoctets de données, les réseaux spécialisés comme LoRa, les chaînes de blocs, et ces usages ne passent pas par les GAFA.

Peut-on quantifier ces usages, pour dire par exemple, qu'ils sont « minoritaires » ou bien « un détail » ? Ce n'est pas facile car il faudrait se mettre d'accord sur une métrique. Si on prend le nombre d'octets, c'est évidemment la vidéo qui domine et, à cause du poids de YouTube, on peut arriver à la conclusion que seuls les GAFA comptent. Mais d'autres critères sont possibles, quoique plus difficiles à évaluer (le poids financier, par exemple : un message d'une entreprise à une autre pour un contrat de centaines de milliers d'euros pèse moins d'octets qu'une vidéo de chat, mais représente bien plus d'argent ; ou bien le critère de l'utilité sociale). Bref, les opérateurs de transit sont loin d'être inutiles. L'Internet n'est pas encore réduit à un Minitel (ou à une télévision, l'exemple que prend Huston qui, en bon Australien, ne connait pas ce fleuron de la technologie française.)

Merci à Antoine Fressancourt, Jérôme Nicolle, Pierre Beyssac, Raphaël Maunier, Olivier Perret, Clément Cavadore et Radu-Adrian Feurdean pour leurs remarques intéressantes. Aucune de ces conversations avec eux n'est passée par un GAFA.


L'article seul

Suite de mes aventures avec le routeur Turris Omnia

Première rédaction de cet article le 19 mars 2017


Dans un précédent article, j'ai parlé du routeur Turris Omnia et de ce qu'on peut faire avec. Ce deuxième article est un assortiment de diverses choses que j'ai faites depuis avec ce routeur.

Il est connecté à Free en ADSL. Plus exactement, l'ADSL arrive sur une Freebox Révolution, configurée en bridge, à laquelle est relié le Turris Omnia, qui est le vrai routeur. À l'origine, j'avais laissé le Freebox Player connecté au Freebox Server, ce qui faisait que la télévision classique et le téléphone marchaient comme avant. Mais comme je voulais regarder les chaînes de télévision depuis un PC, avec VLC et le protocole RTSP (RFC 7826), il fallait connecter le Freebox Player au routeur. Je me suis beaucoup inspiré de cet excellent article. Donc, ce qu'il fallait faire :

  • Connecter le câble Ethernet entre le Turris et le Freebox Player (celui-ci n'a donc plus de câble vers le Freebox Server),
  • Configurer le commutateur du Turris pour utiliser le VLAN 100, celui sur lequel Freebox Player et Server communiquent.

Attention en jouant avec la configuration du commutateur interne du Turris : une erreur et on se retrouve vite avec des tempêtes de diffusion, qui peuvent aller jusqu'à rendre le routeur inaccessible en Ethernet. J'ai aussi eu un cas amusant où la plupart des paquets étaient bien transmis, sauf ceux de diffusion, ce qui cassait des protocoles comme ARP ou DHCP. Deux conseils : vérifier que le Wi-Fi fonctionne, il peut servir de mécanisme de secours pour se connecter au Turris, si l'Ethernet devient inutilisable. Et bien relire sa configuration avant de la confirmer. Dans le pire des cas, il faudra perdre toute la configuration en remettant le routeur aux réglages d'usine (pensez à garder cette documentation avant de vous couper votre accès Internet !)

Vu du côté Unix, le Turris a plein d'interfaces réseau. eth0 rassemble la plupart des ports physiques du commutateur, eth2 étant le CPU (et le port 4 du commutateur, voir cette discussion sur le forum). Voici d'ailleurs un schéma :

Ensuite, des interfaces virtuelles regroupent plusieurs de ces interfaces (sour l'interface LuCI, vous trouver cette configuration en Network -> Interfaces, https://ROUTER/cgi-bin/luci/admin/network/network). Par exemple, br-lan regroupe typiquement eth0 et eth2. Et c'est ainsi que les deux groupes communiquent (sur LuCI, Network -> Interfaces puis Edit puis Physical settings).

Et les VLAN ? Ils se configurent/s'affichent avec LuCI en Network -> Switch, https://ROUTER/cgi-bin/luci/admin/network/vlan. Par défaut, tous les ports sont non marqués (untagged) ce qui veut dire que le commutateur ne fait pas de VLAN. Si on branche le Freebox Player sur un port où on active le marquage (tagged pour le VLAN 100, celui utilisé par les boitiers Freebox) et le Freebox Server sur un autre port marqué 100, les deux boitiers peuvent communiquer, la télévision marche mais, dans ce cas, le réseau local, toujours non marqué, ne peut plus communiquer avec ces boitiers et on n'a donc pas d'accès Internet. La configuration qui marche est donc celle-ci : Le port marqué CPU dans LuCI est celui qui est marqué WAN sur le boitier (je sais, c'est bizarre).

Vous n'aimez pas les copies d'écran, vous préférez des fichiers de configuration ? Pas de problème, cela se configure dans /etc/config/network (je n'ai montré que les paramètres pertinents) :

config interface 'lan'
	option type 'bridge'
	option ifname 'eth0 eth2'
     
config interface 'Freebox'
	option type 'bridge'
	option proto 'static'
	option ifname 'eth0.100 eth1.100'

config switch_vlan
	option device 'switch0'
	option vlan '1'
	option vid '1'
	option ports '1 2 3 4 5'

config switch_vlan
	option device 'switch0'
	option vlan '2'
	option ports '0t 5t'
	option vid '100'
    

Pour résumer cette configuration : on a deux VLANs, 1 et 100. 100 (deuxième directive config switch_vlan) couvre le port 0 (qui est marqué, et où est connecté le Freebox Player) et le port CPU/WAN/5 - connecté au Freebox Server - qui est le seul à être sur deux VLAN (1 en non marqué et 100 en marqué). Le t dans la liste des ports indique un marquage (tagging). L'autre VLAN, 1 (première directive config switch_vlan), couvre les autres ports. Pour que les interfaces physiques communiquent, on a deux ponts, br-lan (directive config interface 'lan') et br-Freebox, qui fait communiquer les deux ports du VLAN 100 (qui arrivent sur des commutateurs différents, regardez le schéma plus haut). Les ports marqués correspondent aux interfaces comportant le numéro du VLAN (comme eth0.100, les paquets du VLAN 100 arrivant sur eth0)

(Au passage, si vous utilisez LuCI pour configurer, vous devrez cliquer sur Save and apply pour appliquer votre configuration. Rappelez-vous de bien la vérifier avant. Si vous avez au contraire édité le fichier de configuration à la main, ce sera un /etc/init.d/network restart, avec les mêmes précautions.)

Avec tout ça, tout le monde communique, la télé marche (si le Freebox Player affiche au démarrage qu'il ne peut pas communiquer avec le Freebox Server, c'est que vous avez un problème), l'Internet fonctionne, etc. Mais on ne peut toujours pas regarder la télévision avec VLC (vlc http://mafreebox.freebox.fr/freeboxtv/playlist.m3u affiche live555 demux error: no data received in 10s, aborting). La raison en est que RTSP est un protocole un peu spécial (il n'est pas vraiment client/serveur) : certes, le PC se connecte à la Freebox mais le flux vidéo lui-même n'est pas envoyé dans cette connexion, mais séparement sous forme de paquets UDP. Le Turris n'a apparemment pas de mécanisme de suivi des sessions RTSP (conntracker, comme ce module) qui permettrait de transmettre automatiquement ces paquets UDP à la bonne machine. J'ai donc choisi, en suivant cette excellente documentation, de configurer le Turris pour chaque machine. Sur chaque PC du réseau local qui veut regarder des conneries à la télé, il faut fixer le port dans VLC Paramètres -> Préférences -> Input/Codecs->Demuxers -> RTP/RTSP. Là on coche la case Options avancées. On voit s'afficher un champ Client port, avec la valeur -1, ce qui signfie que VLC choisit aléatoirement le port d'entrée. On met la valeur de son choix (attention, elle doit être paire), par exemple 31336. Il faut aussi configurer le Turris pour transmettre ce port à la bonne machine. (Oui, tout serait plus pratique si mafreebox.free.fr avait une adresse IPv6). Dans LuCI, c'est dans Network -> Firewall puis Port forwards ROUTER/cgi-bin/luci/admin/network/firewall/forwards : Et si vous préférez cette configuration en mode texte, c'est dans /etc/config/firewall :

config redirect
	option target 'DNAT'
	option name 'RTSP machine1'
	option proto 'udp'
	option src 'wan'
	option src_dport '31336'
	option dest 'lan'
	option dest_ip '192.168.X.Y'
	option dest_port '31336'
	option src_ip '212.27.38.253'

Une fois qu'on a ses VLAN comme on veut, on peut s'avachir devant la télé qu'on reçoit sur son PC, ou bien on peut passer à une autre tâche. Installer un disque dur supplémentaire dans l'Omnia et créer des machines virtuelles (les deux tâches sont liées, pour des raisons expliquées plus loin).

Pourquoi un disque supplémentaire, pourquoi ne pas se contenter de la Flash présente ? Cet espace de stockage est largement suffisant (8 Go) pour faire tourner les fonctions de base du routeur, mais il ne l'est plus si on veut installer des applications, par exemple de supervision ou de statistiques, qui vont stocker des données sur le long terme, ou bien si on veut mettre son serveur de messagerie sur le Turris. Ou encore si on veut s'en servir comme NAS. Si on veut réaliser la promesse de la page Web officielle, « More than just a router. The open-source [sic] center of your home », il faudra plus de huit gigas.

D'autant plus que la Flash a un autre problème, elle s'use vite quand on écrit souvent. Voilà pourquoi, dans OpenWrt, par défaut, /var est en mémoire, et donc un équivalent de /tmp, qui ne survit pas aux redémarrages. Autrement, des services comme syslog démoliraient la Flash trop vite.

Donc, installons un disque supplémentaire. L'Omnia a un emplacement libre, au dessus de l'emplacement pour carte SIM, où on peut mettre un disque SSD via une interface mSATA. J'ai acheté un Kingston mS200 de 120 Go à 50 € TTC. Mais c'est ensuite que les ennuis commencent. L'emplacement libre dans l'Omnia n'est pas celui qui a le port combiné miniPCIexpress/mSATA, le bon emplacement est occupé par une des deux cartes Wi-Fi, il va donc falloir ouvrir le routeur, et déplacer la carte Wi-Fi. (On pourrait évidemment utiliser un disque externe, connecté en USB mais une de mes motivations pour tout mettre sur le Turris Omnia était de diminuer le nombre de boitiers et de prises de courant.)

La procédure nécessite donc tournevis et une certaine habileté manuelle. Elle est très bien expliquée dans ce film (les commentaires de la vidéo valent également d'être lus). Notez toutefois que dans mon cas, cela n'a pas suffi : les vis du dessus des cartes Wi-Fi ne se défont pas et j'ai donc dû démonter la carte Wi-Fi en l'attaquant de l'autre côté de la carte mère. (Vous trouverez aussi sur le forum Turris des discussions sur cette procédure, comme ici.) Voici le Turris Omnia ouvert avant l'opération : Et le même après, la carte Wi-Fi qui était tout à droite ayant été déplacée tout à gauche : Vous pouvez aussi télécharger une image en haute définition. Attention notamment aux fils qui vont des cartes Wi-Fi aux antennes, ils se défont facilement.

Une fois le disque branché et bien branché, la carte mère replacée et le capot fermé, on redémarre le routeur (en priant, si on est croyant). On doit voir un disque en /dev/sda (tapez dmesg | grep sda après le démarrage). On le formate comme indiqué, par exemple, dans la documentation d'OpenWrt. Chez moi, cela donne :

# fdisk -l /dev/sda

Disk /dev/sda: 111.8 GiB, 120034123776 bytes, 234441648 sectors
Units: sectors of 1 * 512 = 512 bytes
Sector size (logical/physical): 512 bytes / 512 bytes
I/O size (minimum/optimal): 512 bytes / 512 bytes
Disklabel type: gpt
Disk identifier: 0263F4A2-3C22-4043-B2ED-32B962569924

Device         Start       End   Sectors  Size Type
/dev/sda1       2048 121636863 121634816   58G Linux filesystem
/dev/sda2  121636864 234441614 112804751 53.8G Linux filesystem

# blkid 
/dev/mmcblk0p1: UUID="0eec9a72-3c0f-4222-ab9e-2147243a7c1e" UUID_SUB="6b8deab1-dff4-48fc-a522-395f67d59de8" TYPE="btrfs" PARTUUID="2cbb06e2-01"
/dev/sda1: UUID="cb35ae3d-78f8-49f9-bbbb-efbab97b4a81" TYPE="ext4" PARTUUID="ab197dd0-71d2-446c-80e6-bf8810b86ebd"
/dev/sda2: UUID="df1c2ed7-5728-4629-9d72-263bbf2b5939" TYPE="ext4" PARTUUID="3673e386-6636-40e8-bf08-b32899b6e7c3"
/dev/mmcblk0: PTUUID="2cbb06e2" PTTYPE="dos"

On peut ensuite monter le disque de la manière OpenWrt habituelle. Voici mon /etc/config/fstab :

config mount
	option enabled '1'
	option target '/srv'
	option uuid 'cb35ae3d-78f8-49f9-bbbb-efbab97b4a81'

config mount
	option enabled '1'
	option uuid 'df1c2ed7-5728-4629-9d72-263bbf2b5939'
	option target '/var'

Pour compléter, notez que ce déplacement d'une carte Wi-Fi va nécessiter de reconfigurer le service Wi-Fi (dans LuCI, Network -> Wireless), la carte passant de radio1 à radio2.

Une fois qu'on a son disque, on peut installer ses machines virtuelles ou plus exactements ses containers. Pourquoi ces machines supplémentaires alors qu'on a déjà un Unix qui tourne parfaitement sur le matériel ? Mon problème était surtout que le nombre de paquetages est très limité sur l'Omnia (cf. la liste). Il n'y a ainsi pas emacs. Les outils de développement sont absents (on peut éventuellement faire de la compilation croisée) et, de toute façon, il y a deux bonnes raisons pour ne pas installer plein de choses sur l'Unix OpenWrt de l'Omnia :

  • Seuls les paquetages officiels bénéficients d'une fonction essentielle de l'Omnia (notamment pour la sécurité), la mise à jour automatique.
  • Le routeur doit router dans tous les cas, et doit donc avoir un jeu de logiciels minimum. Tout ce qu'on rajoute peut créer des problèmes.

Donc, la méthode propre sur Omnia, si on veut des logiciels comme Icinga (pour la supervision) ou des petits utilitaires sympa comme uptimed ou comme check-soa (indispensable quand on joue souvent avec le DNS), la méthode propre, donc, est d'installer des machines virtuelles sur l'Omnia.

En fait, ce ne sont pas des machines virtuelles complètes, juste des containers, avec la technique LXC. Contrairement à des vraies machines virtuelles, ils ne fournissent pas une étanchéité complète. Tous utilisent le même noyau, qui ne s'exécute qu'une fois. (C'est d'ailleurs pour cela qu'uptimed dans un container marche bien : il enregistre l'uptime du routeur, pas celui du container.) Les containers n'ont pas non plus d'horloge propre et c'est pour cela qu'ils n'ont pas besoin de NTP, celui du routeur suffit.

Autre conséquence du modèle du container, les « machines » doivent tourner avec Linux, pas de FreeBSD sur le Turris Omnia. LXC sur cette machine est bien documenté. Voici le processus de création d'un container, avec le choix des systèmes d'exploitation :

#  lxc-create -t download -n gandalf
Setting up the GPG keyring
Downloading the image index

---
DIST	RELEASE	ARCH	VARIANT	BUILD
---
Turris_OS	stable	armv7l	default	2016-11-27
Turris_OS	stable	ppc	default	2016-11-27
Alpine	3.4	armv7l	default	2016-11-27
Debian	Jessie	armv7l	default	2016-11-27
Gentoo	stable	armv7l	default	2016-11-27
openSUSE	13.2	armv7l	default	2016-11-27
openSUSE	Tumbleweed	armv7l	default	2016-11-27
Ubuntu	Xenial	armv7l	default	2016-11-27
Ubuntu	Yakkety	armv7l	default	2016-11-27
---

Distribution: Debian
Release: Jessie
Architecture: armv7l

Downloading the image index
Downloading the rootfs
Downloading the metadata
The image cache is now ready
Unpacking the rootfs

---
Distribution Debian version Jessie was just installed into your container.

Content of the tarballs is provided by third party, thus there is no warranty of any kind.

Pas d'Arch Linux, je le regrette, donc j'ai mis Debian.

Ensuite, on démarre le container :

# lxc-start -n gandalf

On s'y attache :

# lxc-attach -n gandlf

Et on peut configurer le mot de passe, le réseau (je n'ai pas réussi à faire marcher le client DHCP sur les containers, j'ai tout configuré en statique), SSH… (Notez qu'on peut aussi faire tout cela depuis LuCI, Services -> LXC containers.) La configuration du container gandalf se retrouve dans /srv/lxc/gandalf/config. On peut notamment configurer l'adresse MAC du container (attention, si ce n'est pas fait, le container change d'adresse MAC à chaque démarrage, ce qui est excellent pour la vie privée mais moins pour l'administration système, avec arpwatch et NDPMon qui voient une nouvelle machine à chaque fois) :

# cat /srv/lxc/gandalf/config 
...
# Network configuration
lxc.network.type = veth
lxc.network.link = br-lan
lxc.network.flags = up
lxc.network.name = eth0
lxc.network.script.up = /usr/share/lxc/hooks/tx-off
lxc.network.hwaddr = 21:ae:a4:79:73:16

Une fois qu'on a un beau container qui tourne, on peut y installer ses logiciels favoris, comme Icinga (qui, avant, tournait chez moi sur un Raspberry Pi).

Le troisième grand dossier, après les VLAN et l'ajout du disque, c'était la configuration du résolveur DNS. Le Turris utilise par défaut kresd, alias Knot resolver. Intéressant logiciel, quoique ayant encore quelques défauts de jeunesse. Knot marche bien par défaut, et fournit notamment la validation DNSSEC :


% dig A www.afnic.fr
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 47317
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 6, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
www.afnic.fr.		133 IN CNAME www.nic.fr.
www.nic.fr.		133 IN CNAME lb01-1.nic.fr.
lb01-1.nic.fr.		133 IN A 192.134.5.24

Le AD (Authentic Data dans les flags) indique que le nom est signé et vérifié. Avec un nom pas signé, on n'a pas ce AD :


% dig A www.ssi.gouv.fr       
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 16026
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
www.ssi.gouv.fr.	14400 IN A 213.56.166.109
...

Et, si le nom est signé mais erroné, on récupère un SERVFAIL (Server Failure) :


% dig A tsc.gov    
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: SERVFAIL, id: 28366
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 0, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 0
...

% dig +cd A tsc.gov 
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 25881
;; flags: qr rd ra cd; QUERY: 1, ANSWER: 3, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
tsc.gov.		60 IN A	153.31.112.95

(Le +cd voulant dire Checking Disabled, pour être sûr que le problème vient de DNSSEC.)

Le premier changement que j'ai fait à sa configuration était de couper la transmission (forwarding) aux résolveurs du FAI (qui sont des résolveurs menteurs) : option forward_upstream '0' dans /etc/config/resolver. (Si, à l'inverse, on veut transmettre à des serveurs aval spécifiques, voir cette discussion sur le forum.)

Mais je voulais surtout une configuration spéciale pour utiliser la racine Yeti. Cela nécessite la configuration suivante. D'abord, /etc/config/resolver :

config resolver 'common'
        ...
        option keyfile '/etc/kresd/yeti-root.keys'

config resolver 'kresd'
        ...
        option include_config '/etc/kresd/custom.conf'

Le fichier des clés de Yeti, indispensable pour la validation DNSSEC, se récupère chez Yeti (et est réécrit ensuite par Knot, qui gère le RFC 5011). Ensuite, le /etc/kresd/custom.conf contient :

hints.root({
        ['bii.dns-lab.net.'] = '240c:f:1:22::6',
        ['yeti-ns.tisf.net .'] = '2001:4f8:3:1006::1:4',
        ['yeti-ns.wide.ad.jp.'] = '2001:200:1d9::35',
        ['dahu1.yeti.eu.org.'] = '2001:4b98:dc2:45:216:3eff:fe4b:8c5b',
        ['dahu2.yeti.eu.org.'] = '2001:67c:217c:6::2',
	...
})

(Pas grave s'il manque un ou deux serveurs, le primingRFC 8109 - s'en occupe.)

Voilà, le résolveur utilise désormais la racine Yeti, comme on peut le vérifier facilement :


% dig NS .
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 46120
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 26, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
.			86400 IN NS bii.dns-lab.net.
.			86400 IN NS dahu1.yeti.eu.org.
.			86400 IN NS dahu2.yeti.eu.org.
.			86400 IN NS yeti-ns.tisf.net.
.			86400 IN NS yeti-ns.wide.ad.jp.
...

Notez que kresd peut être interrogé via une console CLI :

# socat - UNIX-CONNECT:/tmp/kresd/tty/$(pidof kresd)
>

Et on a droit alors à plein d'informations amusantes (tapez help() pour la liste ou bien regardez la documentation) :

> cache.count()
61495

> cache.stats()
[hit] => 12259583
[delete] => 1
[miss] => 24413638
[insert] => 1542550

> stats.list()     
[answer.nxdomain] => 775648
[answer.100ms] => 102752
[answer.1500ms] => 27366
[answer.slow] => 72019
[answer.servfail] => 354445
[answer.250ms] => 125256
[answer.cached] => 3062179
[answer.nodata] => 206878
[query.dnssec] => 80582
[answer.1ms] => 3054309
[predict.epoch] => 27
[query.edns] => 84111
[predict.queue] => 5946
[answer.total] => 4112245
[answer.10ms] => 77419
[answer.noerror] => 2775274
[answer.50ms] => 393935
[answer.500ms] => 205149
[answer.1000ms] => 47949
[predict.learned] => 447

> cache.get("google.com")
[clients2.google.com] => {
    [CNAME] => true
}
[ghs.google.com] => {
    [CNAME] => true
}
[clients6.google.com] => {
    [CNAME] => true
}
[get.google.com] => {
    [A] => true
}
[accounts-cctld.l.google.com] => {
    [A] => true
    [AAAA] => true
}
[gmail-imap.l.google.com] => {
    [A] => true
}
[inputtools.google.com] => {
    [CNAME] => true
}
[kh.google.com] => {
    [CNAME] => true
}
...

Après ces trois « grands dossiers », voici plein de petits détails et de petits projets plus ou moins amusants.

Un des avantages d'un routeur qu'on contrôle complètement, où on est root, c'est qu'on peut tout configurer, y compris les diodes luminescentes, si indispensables à l'informatique. On peut par exemple changer la couleur des diodes selon le débit. La technique en Lua expliquée sur le forum marche très bien.

Par défaut, le Turris Omnia se gère en HTTPS avec un certificat auto-signé. Même si ce n'est que sur le réseau local, ce n'est pas satisfaisant (et ça empêche les navigateurs de mémoriser les mots de passe, le site n'étant pas considéré comme sûr). Comme je suis utilisateur de CAcert, je voulais utiliser HTTPS avec un certificat CAcert. On le crée (openssl req -new -nodes -newkey rsa:2048 -keyout server.key -out server.csr -days 1000), on le fait signer via l'interface Web du CAcert (tout est gratuit et automatique dans CAcert) et on concatène clé privée et certificat (c'est le format qu'attend le serveur HTTPS du Turris, lighthttpd, cf. cet article du forum) :

# cat server.key  server.pem  > /etc/lighttpd/tls/server.pem

Et on change la configuration HTTPS (/etc/lighttpd/conf.d/ssl-enable.conf) :

$SERVER["socket"] == ":443" {
	ssl.engine = "enable"
        ssl.pemfile = "/etc/lighttpd/tls/server.pem"
	ssl.use-sslv2 = "disable"
	ssl.use-sslv3 = "disable"
}

(Et idem avec $SERVER["socket"] == "[::]:443" pour IPv6.) En prime, j'active HSTS (RFC 6797) :

$HTTP["scheme"] == "https" {
	# Add  'HTTP Strict Transport Security' header (HSTS) to sites
	setenv.add-response-header  += ( "Strict-Transport-Security" => "max-age=31536000; includeSubDomains" )
}

Et je mets une redirection en place depuis HTTP vers HTTPS, dans /etc/lighttpd/conf.d/https-redirect.conf :

$HTTP["scheme"] == "http" {
    # capture vhost name with regex conditiona -> %0 in redirect pattern
        # must be the most inner block to the redirect rule
	    $HTTP["host"] =~ ".*" {
	            url.redirect = (".*" => "https://%0$0")
		   }
}

Tout marche bien, désormais.

Un problème fréquent des tunnels (comme celui qu'utilise Free pour faire passer l'IPv6 vers les clients ADSL) est que, la MTU ayant été diminuée, les paquets d'une taille proche de la MTU traditionnelle de 1 500 octets ne passent plus. Cela se voit lorsque ping (avec la taille par défaut) ou openssl s_client passent mais que HTTP n'arrive pas à faire passer des données. a MTU configurée sur l'Omnia est de 1 480 octets :

config interface 'wan'
	option ifname 'eth1'
	option proto 'dhcp'
	option mtu '1480'

Désormais, tout passe, mais des machines du réseau local envoient toujours des paquets trop gros (je devrais peut-être diffuser la MTU réduite sur le réseau local). Le routeur note :

2016-11-02T07:47:14+00:00 err kernel[]: [  437.388025] mvneta f1034000.ethernet eth1: bad rx status 8fa50000 (max frame length error), size=1504

Il y a aussi des problèmes que je n'ai pas réussi à résoudre comme celui d'un accès anonyme aux graphes de trafic. Notez que je n'ai guère utilisé les forums génériques OpenWrt : les problèmes discutés sont souvent très spécifiques à un modèle de routeur. Par contre, la documentation d'OpenWrt est très utile si le Turris Omnia est le premier routeur OpenWrt que vous configurez sérieusement. Vous y trouverez notamment des explications sur le système de configuration /etc/config, qui peut être déroutant, si vous venez d'un Unix classique.

Et il y a des problèmes qui sont résolus (le Turris Omnia est en plein développement, et, avec les mises à jour automatiques, on voit des solutions aux problèmes arriver seules). C'est ainsi que le « socat fou » qui avait fait perdre tant de temps et d'électricité au début de l'Omnia a été réparé sans que j'ai rien eu à faire.

Le routeur Turris permet d'afficher de jolis graphes de trafic (dans LuCI, Statistics -> Graphs). La configuration n'est pas évidente (Statistics -> Setup) : j'ai dû créer à la main les répertoites indiqués dans la configuration, puis faire :

/etc/init.d/luci_statistics enable
/etc/init.d/collectd enable

Par défaut, toutes les données sont perdues à chaque démarrage (voir plus haut la discussion sur la mémoire Flash). On peut changer les répertoires de données pour le disque stable, mais cette modification est perdue à chaque mise à jour du logiciel, hélas. Bref, ce n'est pas encore satisfaisant.


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RFC 8118: The application/pdf Media Type

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : M. Hardy, L. Masinter, D. Markovic (Adobe Systems), D. Johnson (PDF Association), M. Bailey (Global Graphics)
Pour information
Première rédaction de cet article le 18 mars 2017


Le format PDF, largement utilisé sur l'Internet, n'a sans doute pas besoin d'être présenté ici. De toute façon, ce nouveau RFC ne prétend pas décrire PDF, juste le type de contenu application/pdf. Ce RFC remplace l'ancien RFC 3778, notamment pour tenir compte du fait qu'officiellement, PDF n'est plus une spécification Adobe mais une norme ISO, 32000-1:2008.

Donc, si vous envoyez des documents PDF via l'Internet, que ce soit par courrier ou par le Web, vous êtes censé les étiqueter avec le type MIME application/pdf (le type de premier niveau applicaton/ indiquant que c'est un format binaire, non utilisable en dehors des applications spécialisées). Ce type a été enregistré à l'IANA (section 8 du RFC).

PDF avait été conçu pour le monde du papier (les commerciaux d'Adobe répétaient dans les années 90 que PDF permettait d'avoir « le même rendu partout » ce qui n'a pas de sens sur écran, où tous les écrans sont différents), ce qui se retrouve dans de nombreux concepts archaïques de PDF comme le découpage en pages. Un document PDF est un « rendu final », typiquement non modifiable, avec du texte utilisant différentes polices, des images… PDF permet également de représenter des liens hypertexte, une table des matières… On peut même inclure du JavaScript pour avoir des documents interactifs. PDF permet également le chiffrement et la signature, et a un mécanisme (en fait, plusieurs) pour placer des métadonnées, XMP. Bref, PDF est un format très complexe, ce qui explique les nombreuses failles de sécurité rencontrées par les programmes qui lisent du PDF.

La norme PDF est désormais déposée à l'ISO (ISO 32000-1) mais l'archaïque ISO ne distribue toujours pas librement ces documents. Si on veut apprendre PDF, il faut donc le télécharger sur le site d'Adobe.

Pour les protocoles où il y a une notion d'identificateur de fragment (comme les URI, où cet identificateur figure après le croisillon), PDF permet d'indiquer une partie d'un document. Cela fera partie de la future norme ISO, mais c'était déjà dans l'ancien RFC 3778. Cet identificateur prend la forme d'un ou plusieurs couples clé=valeur, où la clé est, par exemple, page=N (pour aller à la page n° N), comment=ID (aller à l'endroit marqué par l'annotation ID), zoom=S (agrandir d'un facteur S), search=MOT (aller à la première occurrence de MOT)… (Je n'ai pas réussi à faire fonctionner ces identificateurs de fragments avec le lecteur PDF inclus dans Chrome. Quelqu'un connait un logiciel où ça marche ?)

PDF a également des sous-ensembles. La norme est riche, bien trop riche, et il est donc utile de la restreindre. Il y a eu plusieurs de ces sous-ensembles de PDF normalisés (voir sections 2 et 4 du RFC). Ainsi, PDF/A, sous-ensemble de PDF pour l'archivage à long terme (ISO 19005-3:2012), limite les possibilités de PDF, pour augmenter la probabilité que le document soit toujours lisible dans 50 ou 100 ans. Par exemple, JavaScript y est interdit. PDF/X (ISO 15930-8:2008), lui, vise le cas où on envoie un fichier à un imprimeur. Il restreint également les possibilités de PDF, pour accroitre les chances que l'impression donne exactement le résultat attendu. Enfin, PDF/UA (ISO 14289-1:2014) vise l'accessibilité, en insistant sur une structuration sémantique (et non pas fondée sur l'apparence visuelle) du document. Tous ces sous-ensembles s'étiquettent avec le même type application/pdf. Ils ne sont pas mutuellement exclusifs : un document PDF peut être à la fois PDF/A et PDF/UA, par exemple.

Il existe d'innombrables mises en œuvre de PDF, sur toutes les plate-formes possible. Celle que j'utilise le plus sur Unix est Evince.

Un mot sur la sécurité (section 7 du RFC). On l'a dit, PDF est un format (trop) complexe, ce qui a des conséquences pour la sécurité. Comme l'impose la section 4.6 du RFC 6838, notre RFC inclut donc une analyse des risques. (Celle du RFC 3778 était trop limitée.) Notamment, PDF présente les risques suivants :

  • Les scripts inclus, écrits en JavaScript,
  • Le chargement de fichiers extérieurs, et les liens hypertexte vers l'extérieur,
  • Les fichiers inclus, qui peuvent être absolument n'importe quoi, et qui viennent avec leurs propres dangers (sans compter le risque de leur exportation vers le système de fichiers local).

Et c'est sans compter sur les risques plus génériques, comme la complexité de l'analyseur. Il y a eu de nombreuses failles de sécurité dans les lecteurs PDF (au hasard, par exemple CVE-2011-3332 ou bien CVE-2013-3553). La revue de sécurité à l'IETF avait d'ailleurs indiqué que les premières versions du futur RFC étaient encore trop légères sur ce point, et demandait un mécanisme pour mieux étiqueter les contenus « dangereux ».

Vous avez peut-être noté (lien « Version PDF de cette page » en bas) que tous les articles de ce blog ont une version PDF, produite via LaTeX (mais elle n'est pas toujours complète, notamment pour les caractères Unicode). Une autre solution pour obtenir des PDF de mes articles est d'imprimer dans un fichier, depuis le navigateur.

La section 2 du RFC rappelle l'histoire de PDF. La première version date de 1993. PDF a été un très grand succès et est largement utilisé aujourd'hui. Si on google filetype:pdf, on trouve « Environ 2 500 000 000 résultats » (valeur évidemment très approximative, le chiffre rond indiquant que Google n'a peut-être pas tout compté) . Si PDF a été créé et reste largement contrôlé par Adobe, il en existe une version ISO, la norme 32000-1, qui date de 2008 (pas de mise à jour depuis, bien qu'une révision soit attendue en 2017). ISO 32000-1:2008 est identique à la version PDF 1.7 d'Adobe.

Normalement, les anciens lecteurs PDF doivent pouvoir lire les versions plus récentes, évidemment sans tenir compte des nouveautés (section 5 du RFC).

Quels sont les changements depuis l'ancienne version, celle du RFC 3778 ? La principale est que le change controller, l'organisation qui gère la norme et peut donc demander des modifications au registre IANA est désormais l'ISO et non plus Adobe. Les autres changements sont :

  • Une mise à jour de la partie historique,
  • Une mise à jour de la partie sur les sous-ensembles de PDF, qui étaient moins nombreux autrefois,
  • Une section sécurité bien plus détaillée.

Téléchargez le RFC 8118


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RFC 8106: IPv6 Router Advertisement Options for DNS Configuration

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : J. Jeong (Sungkyunkwan University), S. Park (Samsung Electronics), L. Beloeil (France Telecom R&D), S. Madanapalli (iRam Technologies)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF 6man
Première rédaction de cet article le 18 mars 2017


Il existe deux méthodes pour configurer une machine IPv6 automatiquement, DHCP (RFC 3315) et RA (Router Advertisement, RFC 4862). Toutes les deux peuvent indiquer d'autres informations que l'adresse IP, comme par exemple les adresses des résolveurs DNS. Notre RFC normalise cette possibilité pour les RA. Il remplace le RFC 6106, avec peu de changements.

Si on gère un gros réseau, avec de nombreuses machines dont certaines, portables, vont et viennent, s'assurer que toutes ces machines ont les adresses IP des serveurs de noms à utiliser n'est pas trivial (section 1 du RFC). On ne peut évidemment pas utiliser le DNS, cela serait tenter de voler en tirant sur les lacets de ses chaussures. Et configurer à la main les adresses sur chaque machine (par exemple, sur Unix, en les écrivant dans le fichier /etc/resolv.conf) est bien trop difficile à maintenir. Se passer du DNS est hors de question. Pour les machines bi-protocoles (IPv4 et IPv6), une solution possible était d'utiliser un serveur de noms en v4. Mais pour une solution purement v6 ?

La solution la plus populaire était DHCP (RFC 3315 et RFC 3646). Son principal inconvénient est qu'elle est à état : le serveur DHCP doit se souvenir des baux qu'il a attribué. Sur un gros réseau local, le nombre de requêtes à traiter, chacune nécessitant une écriture dans une base de données, peut devenir très lourd.

Une autre solution est sans état et repose sur une nouveauté d'IPv6, les RA (Router Advertisements, cette méthode est aussi appelée ND, pour Neighbor Discovery, les RA en étant un cas particulier), décrits dans le RFC 4862. Ce sont des messages envoyés à intervalles réguliers par les routeurs et qui informent les machines non-routeuses des caractéristiques essentielles du réseau, comme le préfixe utilisé (par exemple 2001:db8:beef:42::/64). Le routeur diffuse ses messages et n'a pas besoin d'écrire quoi que ce soit sur son disque, ni de faire des traitements compliqués lors d'une sollicitation, il répond toujours par le même message RA.

Ces RA peuvent diffuser diverses informations, par le biais d'un système d'options. Le principe de notre RFC est donc d'utiliser ces RA pour transporter l'information sur les serveurs de noms récursifs utilisables sur le réseau local, via des options notamment celle nommée RDNSS (le numéro 25 lui a été affecté par l'IANA).

La section 1.1 du RFC rappelle qu'il existe plusieurs choix, notre RFC 8106 n'étant qu'une possibilité parmi d'autres. Le RFC 4339 contient une discussion plus détaillée de ce problème du choix d'une méthode de configuration des serveurs de noms (notons qu'il existe d'autres méthodes comme l'anycast avec une adresse « bien connue »). La section 1.2 décrit ce qui se passe lorsque plusieurs méthodes (par exemple DHCP et RA) sont utilisées en même temps.

La méthode RA décrite dans notre RFC repose sur deux options, RDNSS, déjà citée, et DNSSL (section 4). La première permet de publier les adresses des serveurs de noms, la seconde une liste de domaine à utiliser pour compléter les noms courts (formés d'un seul composant). Les valeurs pour ces deux options doivent être configurées dans le routeur qui va lancer les RA. (Le routeur Turris Omnia le fait automatiquement. Si on veut changer les paramètres, voici comment faire. En général, pour OpenWrt, il faut lire cette documentation, l'ancien logiciel radvd n'étant plus utilisé.)

La première option, RDNSS, de numéro 25, est décrite en section 5.1. Elle indique une liste d'adresse IPv6 que le client RA mettra dans sa liste locale de serveurs de noms interrogeables.

La seconde option, DNSSL, de numéro 31, est en section 5.2 (les deux options sont enregistrées dans le registre IANA, cf. section 8). Elle publie une liste de domaines, typiquement ceux qui, sur une machine Unix, se retrouveront dans l'option search de /etc/resolv.conf.

Sur Linux, le démon rdnssd permet de recevoir ces RA et de modifier la configuration DNS. Pour FreeBSD, on peut consulter une discussion sur leur liste. Les CPE de Free, les Freebox, émettent de telles options dans leurs RA (apparemment, la dernière fois que j'ai regardé, uniquement des RDNSS). Voici ce qu'affiche Wireshark :

...
Ethernet II, Src: FreeboxS_c3:83:23 (00:07:cb:c3:83:23), 
             Dst: IPv6mcast_00:00:00:01 (33:33:00:00:00:01)
...
Internet Control Message Protocol v6
    Type: 134 (Router advertisement)
...
    ICMPv6 Option (Recursive DNS Server)
        Type: Recursive DNS Server (25)
        Length: 40
        Reserved
        Lifetime: 600
        Recursive DNS Servers: 2a01:e00::2 (2a01:e00::2)
        Recursive DNS Servers: 2a01:e00::1 (2a01:e00::1)

et les serveurs DNS annoncés répondent correctement. (Vous pouvez récupérer le paquet entier sur pcapr.net.)

Autre mise en œuvre de ces options, dans radvd (ainsi que pour les logiciels auxiliaires). Wireshark, on l'a vu, sait décoder ces options.

La section 6 de notre RFC donne des conseils aux programmeurs qui voudraient mettre en œuvre ce document. Par exemple, sur un système d'exploitation où le client RA tourne dans le noyau (pour configurer les adresses IP) et où la configuration DNS est dans l'espace utilisateur, il faut prévoir un mécanisme de communication, par exemple un démon qui interroge le noyau régulièrement pour savoir s'il doit mettre à jour la configuration DNS.

RA pose divers problèmes de sécurité, tout comme DHCP, d'ailleurs. Le problème de ces techniques est qu'elles sont conçues pour faciliter la vue de l'utilisateur et de l'administrateur réseau et que « faciliter la vie » implique en général de ne pas avoir de fonctions de sécurité difficiles à configurer. La section 7 traite de ce problème, par exemple du risque de se retrouver avec l'adresse d'un serveur DNS méchant qui vous redirigerait Dieu sait où (les RA ne sont pas authentifiés). Ce risque n'a rien de spécifique aux options DNS, toute la technique RA est vulnérable (par exemple, avec un faux Neighbor Advertisement). Donc, notre RFC n'apporte pas de risque nouveau (cf. RFC 6104). Si on considère cette faiblesse de sécurité comme insupportable, la section 7.2 recommande d'utiliser le RA guard du RFC 6105, ou bien SEND (RFC 3971, mais il est nettement moins mis en avant que dans le précédent RFC).

Ce problème d'une auto-configuration simple des machines connectées à IPv6 est évidemment particulièrement important pour les objets connectés et c'est sans doute pour cela que le RFC contient la mention « This document was supported by Institute for Information & communications Technology Promotion (IITP) grant funded by the Korea government (MSIP) [10041244, Smart TV 2.0 Software Platform] ».

Les changements faits depuis le précédent RFC, le RFC 6106, figurent dans l'annexe A. On y trouve notamment :

  • Une valeur par défaut plus élevée pour la durée de vie des informations envoyées (qui passe de deux fois MaxRtrAdvInterval à trois fois sa valeur, soit 1 800 secondes avec la valeur par défaut de cette variable), pour diminuer le nombre de cas où l'information expire parce que le réseau perdait trop de paquets,
  • L'autorisation explicite des adresses locales au lien (celles en fe80::/10), comme adresses de résolveurs DNS,
  • Suppression de la limite de trois résolveurs DNS, qui était dans l'ancien RFC.

À noter que ce RFC n'intègre pas encore les résolveurs sécurisés du RFC 7858, car il se contente de réviser un RFC existant. Il n'y a donc pas de moyen de spécifier un résolveur sécurisé, pas de port 853.

Et pour finir, voici le RA émis par défaut par le routeur Turris, décodé par Wireshark :

Internet Protocol Version 6, Src: fe80::da58:d7ff:fe00:4c9e, Dst: ff02::1
    0110 .... = Version: 6
    .... 0000 0000 .... .... .... .... .... = Traffic class: 0x00 (DSCP: CS0, ECN: Not-ECT)
        .... 0000 00.. .... .... .... .... .... = Differentiated Services Codepoint: Default (0)
        .... .... ..00 .... .... .... .... .... = Explicit Congestion Notification: Not ECN-Capable Transport (0)
    .... .... .... 0101 1110 1011 0100 0001 = Flow label: 0x5eb41
    Payload length: 152
    Next header: ICMPv6 (58)
    Hop limit: 255
    Source: fe80::da58:d7ff:fe00:4c9e
    [Source SA MAC: CzNicZSP_00:4c:9e (d8:58:d7:00:4c:9e)]
    Destination: ff02::1
    [Source GeoIP: Unknown]
    [Destination GeoIP: Unknown]
Internet Control Message Protocol v6
    Type: Router Advertisement (134)
    Code: 0
    Checksum: 0x35ed [correct]
    [Checksum Status: Good]
    Cur hop limit: 64
    Flags: 0x80
        1... .... = Managed address configuration: Set
        .0.. .... = Other configuration: Not set
        ..0. .... = Home Agent: Not set
        ...0 0... = Prf (Default Router Preference): Medium (0)
        .... .0.. = Proxy: Not set
        .... ..0. = Reserved: 0
    Router lifetime (s): 1800
    Reachable time (ms): 0
    Retrans timer (ms): 0
    ICMPv6 Option (Source link-layer address : d8:58:d7:00:4c:9e)
        Type: Source link-layer address (1)
        Length: 1 (8 bytes)
        Link-layer address: CzNicZSP_00:4c:9e (d8:58:d7:00:4c:9e)
    ICMPv6 Option (MTU : 1480)
        Type: MTU (5)
        Length: 1 (8 bytes)
        Reserved
        MTU: 1480
    ICMPv6 Option (Prefix information : fde8:9fa9:1aba::/64)
        Type: Prefix information (3)
        Length: 4 (32 bytes)
        Prefix Length: 64
        Flag: 0xc0
            1... .... = On-link flag(L): Set
            .1.. .... = Autonomous address-configuration flag(A): Set
            ..0. .... = Router address flag(R): Not set
            ...0 0000 = Reserved: 0
        Valid Lifetime: 7200
        Preferred Lifetime: 1800
        Reserved
        Prefix: fde8:9fa9:1aba::
    ICMPv6 Option (Prefix information : 2a01:e35:8bd9:8bb0::/64)
        Type: Prefix information (3)
        Length: 4 (32 bytes)
        Prefix Length: 64
        Flag: 0xc0
            1... .... = On-link flag(L): Set
            .1.. .... = Autonomous address-configuration flag(A): Set
            ..0. .... = Router address flag(R): Not set
            ...0 0000 = Reserved: 0
        Valid Lifetime: 7200
        Preferred Lifetime: 1800
        Reserved
        Prefix: 2a01:e35:8bd9:8bb0::
    ICMPv6 Option (Route Information : Medium fde8:9fa9:1aba::/48)
        Type: Route Information (24)
        Length: 3 (24 bytes)
        Prefix Length: 48
        Flag: 0x00
            ...0 0... = Route Preference: Medium (0)
            000. .000 = Reserved: 0
        Route Lifetime: 7200
        Prefix: fde8:9fa9:1aba::
    ICMPv6 Option (Recursive DNS Server fde8:9fa9:1aba::1)
        Type: Recursive DNS Server (25)
        Length: 3 (24 bytes)
        Reserved
        Lifetime: 1800
        Recursive DNS Servers: fde8:9fa9:1aba::1
    ICMPv6 Option (Advertisement Interval : 600000)
        Type: Advertisement Interval (7)
        Length: 1 (8 bytes)
        Reserved
        Advertisement Interval: 600000

On y voit l'option RDNSS (l'avant-dernière) mais pas de DNSSL.

Merci à Alexis La Goutte pour ses informations.


Téléchargez le RFC 8106


L'article seul

RFC 8109: Initializing a DNS Resolver with Priming Queries

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : P. Koch (DENIC), M. Larson, P. Hoffman (ICANN)
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF dnsop
Première rédaction de cet article le 16 mars 2017


Un résolveur DNS ne connait au début, rien du contenu du DNS. Rien ? Pas tout à fait, il connait une liste des serveurs de noms faisant autorité pour la racine, car c'est par eux qu'il va commencer le processus de résolution de noms. Cette liste est typiquement en dur dans le code du serveur, ou bien dans un de ses fichiers de configuration. Mais peu d'administrateurs système la maintiennent à jour. Il est donc prudent, au démarrage du résolveur, de chercher une liste vraiment à jour, et c'est le priming (initialisation ?), opération que décrit ce RFC.

Le problème de départ d'un résolveur est un problème d'œuf et de poule. Le résolveur doit interroger le DNS pour avoir des informations mais comment trouve-t-il les serveurs DNS à interroger ? La solution est de traiter la racine du DNS de manière spéciale : la liste de ses serveurs est connue du résolveur au démarrage. Elle peut être dans le code du serveur lui-même, ici un Unbound qui contient les adresses IP des serveurs de la racine (je ne montre que les trois premiers, A.root-servers.net, B.root-servers.net et C.root-servers.net) :

% strings /usr/sbin/unbound | grep -i 2001:       
2001:503:ba3e::2:30
2001:500:84::b
2001:500:2::c
...
   

Ou bien elle est dans un fichier de configuration (ici, sur un Unbound) :

server:     
  directory: "/etc/unbound"
  root-hints: "root-hints"

Ce fichier peut être téléchargé via l'IANA, il peut être spécifique au logiciel résolveur, ou bien fourni par le système d'exploitation (cas du paquetage dns-root-data chez Debian). Il contient la liste des serveurs de la racine et leurs adresses :

.                        3600000      NS    A.ROOT-SERVERS.NET.
.                        3600000      NS    B.ROOT-SERVERS.NET.
...
A.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      A     198.41.0.4
A.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      AAAA  2001:503:ba3e::2:30
B.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      A     192.228.79.201
B.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      AAAA  2001:500:84::b
...
   

Cette configuration initiale du résolveur est décrite dans la section 2.3 du RFC 1034, mais ce dernier ne décrit pas réellement le priming (quoi que dise notre nouveau RFC), priming que tous les résolveurs actuels mettent en œuvre. En effet, les configurations locales tendent à ne plus être à jour au bout d'un moment. (Sauf dans le cas où elles sont dans un paquetage du système d'exploitation, mis à jour avec ce dernier, comme dans le bon exemple Debian ci-dessus.)

Les changements des serveurs racines sont rares. Si on regarde sur le site des opérateurs des serveurs racine, on voit :

  • 2016-12-02 Announcement of IPv6 addresses
  • 2015-11-05 L-Root IPv6 Renumbering
  • 2015-08-31 H-Root to be renumbered
  • 2014-03-26 IPv6 service address for c.root-servers.net (2001:500:2::C)
  • 2012-12-14 D-Root IPv4 Address to be Renumbered
  • 2011-06-10 IPv6 service address for d.root-servers.net (2001:500:2D::D)

Bref, peu de changements. Ils sont en général annoncés sur les listes de diffusion opérationnelles (comme ici, ou encore ici). Mais les fichiers de configuration ayant une fâcheuse tendance à ne pas être mis à jour et à prendre de l'âge, les anciennes adresses des serveurs racine continuent à recevoir du trafic des années après (comme le montre cette étude de J-root). Notez que la stabilité de la liste des serveurs racine n'est pas due qu'au désir de ne pas perturber les administrateurs système : il y a aussi des raisons politiques (aucun mécanisme en place pour choisir de nouveaux serveurs, ou pour retirer les « maillons faibles »). C'est pour cela que la liste des serveurs (mais pas leurs adresses) n'a pas changé depuis 1997 !

Notons aussi que l'administrateur système d'un résolveur peut changer la liste des serveurs de noms de la racine pour une autre liste. C'est ainsi que fonctionnent les racines alternatives comme Yeti. Si on veut utiliser cette racine expérimentale et pas la racine « officielle », on édite la configuration de son résolveur :

server:
    root-hints: "yeti-hints"
   

Et le fichier, téléchargé chez Yeti, contient :

.                              3600000    IN   NS       bii.dns-lab.net                         
bii.dns-lab.net                3600000    IN   AAAA     240c:f:1:22::6                          
.                              3600000    IN   NS       yeti-ns.tisf.net                        
yeti-ns.tisf.net               3600000    IN   AAAA     2001:559:8000::6                        
.                              3600000    IN   NS       yeti-ns.wide.ad.jp                      
yeti-ns.wide.ad.jp             3600000    IN   AAAA     2001:200:1d9::35                        
.                              3600000    IN   NS       yeti-ns.as59715.net                     
...
   

Le priming, maintenant. Le principe du priming est, au démarrage, de faire une requête à un des serveurs listés dans la configuration et de garder sa réponse (certainement plus à jour que la configuration) :


% dig +bufsize=4096 +norecurse +nodnssec @k.root-servers.net NS .

; <<>> DiG 9.10.3-P4-Debian <<>> +norecurse +nodnssec @k.root-servers.net NS .
; (2 servers found)
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 42123
;; flags: qr aa; QUERY: 1, ANSWER: 13, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 27

;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags:; udp: 4096
;; QUESTION SECTION:
;.			IN NS

;; ANSWER SECTION:
.			518400 IN NS a.root-servers.net.
.			518400 IN NS b.root-servers.net.
.			518400 IN NS c.root-servers.net.
.			518400 IN NS d.root-servers.net.
.			518400 IN NS e.root-servers.net.
.			518400 IN NS f.root-servers.net.
.			518400 IN NS g.root-servers.net.
.			518400 IN NS h.root-servers.net.
.			518400 IN NS i.root-servers.net.
.			518400 IN NS j.root-servers.net.
.			518400 IN NS k.root-servers.net.
.			518400 IN NS l.root-servers.net.
.			518400 IN NS m.root-servers.net.

;; ADDITIONAL SECTION:
a.root-servers.net.	518400 IN A 198.41.0.4
a.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:503:ba3e::2:30
b.root-servers.net.	518400 IN A 192.228.79.201
b.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:84::b
c.root-servers.net.	518400 IN A 192.33.4.12
c.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:2::c
d.root-servers.net.	518400 IN A 199.7.91.13
d.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:2d::d
e.root-servers.net.	518400 IN A 192.203.230.10
e.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:a8::e
f.root-servers.net.	518400 IN A 192.5.5.241
f.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:2f::f
g.root-servers.net.	518400 IN A 192.112.36.4
g.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:12::d0d
h.root-servers.net.	518400 IN A 198.97.190.53
h.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:1::53
i.root-servers.net.	518400 IN A 192.36.148.17
i.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:7fe::53
j.root-servers.net.	518400 IN A 192.58.128.30
j.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:503:c27::2:30
k.root-servers.net.	518400 IN A 193.0.14.129
k.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:7fd::1
l.root-servers.net.	518400 IN A 199.7.83.42
l.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:9f::42
m.root-servers.net.	518400 IN A 202.12.27.33
m.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:dc3::35

;; Query time: 3 msec
;; SERVER: 2001:7fd::1#53(2001:7fd::1)
;; WHEN: Fri Mar 03 17:29:05 CET 2017
;; MSG SIZE  rcvd: 811

(Les raisons du choix des trois options données à dig sont indiquées plus loin.)

La section 3 de notre RFC décrit en détail à quoi ressemblent les requêtes de priming. Le type de données demandé (QTYPE) est NS (Name Servers, type 2) et le nom demandé (QNAME) est « . » (oui, juste la racine). D'où le dig NS . ci-dessus. Le bit RD (Recursion Desired) est typiquement mis à zéro (d'où le +norecurse dans l'exemple avec dig). La taille de la réponse dépassant les 512 octets (limite très ancienne du DNS), il faut utiliser EDNS (cause du +bufsize=4096 dans l'exemple). On peut utiliser le bit DO (DNSSEC OK) qui indique qu'on demande les signatures DNSSEC mais ce n'est pas habituel (d'où le +nodnssec dans l'exemple). En effet, si la racine est signée, permettant d'authentifier l'ensemble d'enregistrements NS, la zone root-servers.net, où se trouvent actuellement tous les serveurs de la racine, ne l'est pas, et les enregistrements A et AAAA ne peuvent donc pas être validés avec DNSSEC.

Cette requête de priming est envoyée lorsque le résolveur démarre, et aussi lorsque la réponse précédente a expiré (regardez le TTL dans l'exemple : six jours). Si le premier serveur testé ne répond pas, on essaie avec un autre. Ainsi, même si le fichier de configuration n'est pas parfaitement à jour (des vieilles adresses y trainent), le résolveur finira par avoir la liste correcte.

Et comment choisit-on le premier serveur qu'on interroge ? Notre RFC recommande un tirage au sort, pour éviter que toutes les requêtes de priming ne se concentrent sur un seul serveur (par exemple le premier de la liste). Une fois que le résolveur a démarré, il peut aussi se souvenir du serveur le plus rapide, et n'interroger que celui-ci, ce qui est fait par la plupart des résolveurs, pour les requêtes ordinaires (mais n'est pas conseillé pour le priming).

Et les réponses au priming ? Il faut bien noter que, pour le serveur racine, les requêtes priming sont des requêtes comme les autres, et ne font pas l'objet d'un traitement particulier. Normalement, la réponse doit avoir le code de retour NOERROR (c'est bien le cas dans mon exemple). Parmi les flags, il doit y avoir AA (Authoritative Answer). La section de réponse doit évidemment contenir les NS de la racine, et la section additionnelle les adresses IP. Le résolveur garde alors cette réponse dans son cache, comme il le ferait pour n'importe quelle autre réponse. Notez que là aussi, il ne faut pas de traitement particulier. Par exemple, le résolveur ne doit pas compter qu'il y aura exactement 13 serveurs, même si c'est le cas depuis longtemps (ça peut changer).

Normalement, le serveur racine envoie la totalité des adresses IP (deux par serveur, une en IPv4 et une en IPv6). S'il ne le fait pas (par exemple par manque de place parce qu'on a bêtement oublié EDNS), le résolveur va devoir envoyer des requêtes A et AAAA explicites pour obtenir les adresses IP :

     
% dig @k.root-servers.net A g.root-servers.net 

; <<>> DiG 9.10.3-P4-Debian <<>> @k.root-servers.net A g.root-servers.net
; (2 servers found)
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 49091
;; flags: qr aa rd; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 13, ADDITIONAL: 26
;; WARNING: recursion requested but not available

;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags: do; udp: 4096
;; QUESTION SECTION:
;g.root-servers.net.	IN A

;; ANSWER SECTION:
g.root-servers.net.	3600000	IN A 192.112.36.4
...

   

Vous pouvez voir ici les requêtes et réponses de priming d'un Unbound utilisant Yeti. D'abord, décodées par tcpdump :

20:31:36.226325 IP6 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a.7300 > 2a02:cdc5:9715:0:185:5:203:53.53: 50959% [1au] NS? . (28)
20:31:36.264584 IP6 2a02:cdc5:9715:0:185:5:203:53.53 > 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a.7300: 50959*- 26/0/7 NS bii.dns-lab.net., NS yeti.bofh.priv.at., NS yeti.ipv6.ernet.in., NS yeti.aquaray.com., NS yeti.mind-dns.nl., NS dahu1.yeti.eu.org., NS dahu2.yeti.eu.org., NS yeti1.ipv6.ernet.in., NS ns-yeti.bondis.org., NS yeti-ns.ix.ru., NS yeti-ns.lab.nic.cl., NS yeti-ns.tisf.net., NS yeti-ns.wide.ad.jp., NS yeti-ns.conit.co., NS yeti-ns.datev.net., NS yeti-ns.switch.ch., NS yeti-ns.as59715.net., NS yeti-ns1.dns-lab.net., NS yeti-ns2.dns-lab.net., NS yeti-ns3.dns-lab.net., NS xn--r2bi1c.xn--h2bv6c0a.xn--h2brj9c., NS yeti-dns01.dnsworkshop.org., NS yeti-dns02.dnsworkshop.org., NS 3f79bb7b435b05321651daefd374cd.yeti-dns.net., NS ca978112ca1bbdcafac231b39a23dc.yeti-dns.net., RRSIG (1225)

Et ici par tshark :


1   0.000000 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a → 2a02:cdc5:9715:0:185:5:203:53 DNS 90 Standard query 0xc70f NS <Root> OPT
2   0.038259 2a02:cdc5:9715:0:185:5:203:53 → 2001:4b98:dc2:43:216:3eff:fea9:41a DNS 1287 Standard query response 0xc70f NS <Root> NS bii.dns-lab.net NS yeti.bofh.priv.at NS yeti.ipv6.ernet.in NS yeti.aquaray.com NS yeti.mind-dns.nl NS dahu1.yeti.eu.org NS dahu2.yeti.eu.org NS yeti1.ipv6.ernet.in NS ns-yeti.bondis.org NS yeti-ns.ix.ru NS yeti-ns.lab.nic.cl NS yeti-ns.tisf.net NS yeti-ns.wide.ad.jp NS yeti-ns.conit.co NS yeti-ns.datev.net NS yeti-ns.switch.ch NS yeti-ns.as59715.net NS yeti-ns1.dns-lab.net NS yeti-ns2.dns-lab.net NS yeti-ns3.dns-lab.net NS xn--r2bi1c.xn--h2bv6c0a.xn--h2brj9c NS yeti-dns01.dnsworkshop.org NS yeti-dns02.dnsworkshop.org NS 3f79bb7b435b05321651daefd374cd.yeti-dns.net NS ca978112ca1bbdcafac231b39a23dc.yeti-dns.net RRSIG AAAA 240c:f:1:22::6 AAAA 2a01:4f8:161:6106:1::10 AAAA 2001:e30:1c1e:1:

Et un décodage plus détaillé de tshark dans ce fichier.

Enfin, la section 5 de notre RFC traite des problèmes de sécurité du priming. Évidemment, si un attaquant injecte une fausse réponse aux requêtes de priming, il pourra détourner toutes les requêtes ultérieures vers des machines de son choix. À part le RFC 5452, la seule protection est DNSSEC : si le résolveur valide (et a donc la clé publique de la racine), il pourra détecter que les réponses sont mensongères. Cela a l'avantage de protéger également contre d'autres attaques, ne touchant pas au priming, comme les attaques sur le routage.

Notez que DNSSEC est recommandé pour valider les réponses ultérieures mais, comme on l'a vu, n'est pas important pour valider la réponse de priming elle-même, puisque root-servers.net n'est pas signé. Si un attaquant détournait, d'une manière ou d'une autre, vers un faux serveur racine, servant de fausses données, ce ne serait qu'une attaque par déni de service, puisque le résolveur validant pourrait détecter que les réponses sont fausses.

Ce RFC a connu une très longue gestation puisque le premier brouillon date de février 2007 (vous pouvez admirer la chronologie).


Téléchargez le RFC 8109


L'article seul

RFC 8117: Current Hostname Practice Considered Harmful

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : C. Huitema (Private Octopus Inc.), D. Thaler (Microsoft), R. Winter (University of Applied Sciences Augsburg)
Pour information
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF intarea
Première rédaction de cet article le 12 mars 2017


« Je suis l'iPhone de Jean-Luc ! » Traditionnellement, les ordinateurs connectés à l'Internet ont un nom, et ce nom est souvent annoncé à l'extérieur par divers protocoles. Cette pratique très répandue, dont l'origine remonte à l'époque où on n'avait que quelques gros serveurs partagés, et fixes, est dangereuse pour la vie privée, dans un monde de mobilité et de machines individuelles. Comme le note ce nouveau RFC, « c'est comme si on se promenait dans la rue avec une étiquette bien visible portant son nom ». Ce RFC dresse l'état des lieux, fait la liste des protocoles problématiques, et suggère, lorsqu'on ne peut pas changer le protocole, d'utiliser des noms aléatoires, ne révélant rien sur la machine.

Pour illustrer le problème, voici un exemple du trafic WiFi pendant une réunion, en n'écoutant qu'un seul protocole, mDNS (RFC 6762). Et d'autres protocoles sont tout aussi bavards. Notez que cette écoute n'a nécessité aucun privilège particulier sur le réseau, ni aucune compétence. N'importe quel participant à la réunion, ou n'importe quelle personne située à proximité pouvait en faire autant avec tcpdump (j'ai changé les noms des personnes) :

% sudo tcpdump -n -vvv port 5353
tcpdump: listening on wlp2s0, link-type EN10MB (Ethernet), capture size 262144 bytes
15:03:16.909436 IP6 fe80::86a:ed2c:1bcc:6540.5353 > ff02::fb.5353: 0*- [0q] 2/0/3 0.4.5.6.C.C.B.1.C.2.D.E.A.6.8.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.8.E.F.ip6.arpa. (Cache flush) [2m] PTR John-Smiths-iPhone-7.local., [...]
15:03:17.319992 IP 172.25.1.84.5353 > 224.0.0.251.5353: 0*- [0q] 2/0/3 C.4.1.6.F.8.D.E.0.3.6.3.4.1.0.1.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.0.8.E.F.ip6.arpa. (Cache flush) [2m] PTR Jane-iPhone.local., [...]
15:03:20.699557 IP6 fe80::e2ac:cbff:fe95:da80.5353 > ff02::fb.5353: 0 [5q] [4n] [1au] PTR (QU)? _googlecast._tcp.local. ANY (QU)? info-mac-66._smb._tcp.local. [...]

On y voit que les noms des machines présentes sont annoncés à tous (ff02::fb et 224.0.0.251 sont des adresses multicast). Certains noms sont très révélateurs (nom, prénom et type de la machine), d'autres un peu moins (prénom et type), d'autres sont presques opaques (juste un type de machine, très général). Un indiscret qui regarde le trafic sur des réseaux publiquement accessibles peut ainsi se faire une bonne idée de quelles machines sont présentes, voire de qui est présent. Les deux exemples des noms info-mac-66 et John-Smiths-iPhone-7 illustrent les deux risques. Dans le premier cas, si le nom est stable, il permet de suivre à la trace une machine qui se déplacerait. Le second cas est encore pire puisqu'on a directement le nom du propriétaire.

Le fait que les ordinateurs aient des noms est une tradition très ancienne (voir la définition de host name dans le RFC 7719). Un nom court (sans point à l'intérieur) combiné avec un suffixe forme un FQDN (Fully Qualified Domain Name, cf. RFC 1983). On utilise ces noms courts et ces FQDN à plein d'endroits. IP lui-même n'utilise pas de noms du tout mais plein de protocoles de la famille TCP/IP le font, comme mDNS montré plus haut.

Un nom court doit être unique dans un contexte donné mais n'est pas forcément unique mondialement. Le FQDN, lui, est unique au niveau mondial.

Je vous recommande l'excellent travail de M. Faath, F. Weisshaar et R. Winter, « How Broadcast Data Reveals Your Identity and Social Graph » à l'atelier TRAC 2016 (supports de leur exposé), montrant toutes les fuites d'information liées à cette utilisation des noms, et ce qu'un méchant peut en faire. (C'est ce groupe qui avait écouté le trafic WiFi lors d'une réunion IETF à Prague, déclenchant une grande discussion sur les attentes en matière de vie privée quand le trafic est diffusé.)

Pourquoi nomme-t-on les ordinateurs, au fait, à part la tradition ? Sur un réseau, bien des systèmes d'exploitation, à commencer par Unix et Windows tiennent pour acquis que les ordinateurs ont un nom, et ce nom peut être utilisé dans des tas de cas. Il existe plusieurs schémas de nommage (section 2 du RFC), du plus bucolique (noms de fleurs) au plus français (noms de vins) en passant par les schémas bien geeks comme les noms des personnages du Seigneur des Anneaux. Mais, parfois, c'est le système d'exploitation lui-même qui nomme l'ordinateur, en combinant le nom de l'utilisateur et les caractéristiques de l'ordinateur, comme on le voit avec les iPhones dans l'exemple tcpdump ci-dessus. (Sur les schémas de nommage, voir le RFC 1178, et, sur un ton plus léger, le RFC 2100. Il existe une excellente page Web pleine d'idées de noms. L'ISC fait des statistiques sur les noms vus sur Internet. Entre 1995 et 2017, vous pouvez constater la décroissance des noms sympas en faveur des noms utilitaires.)

Dans les environnements corporate, on ne laisse pas l'utilisateur choisir et il y a un schéma officiel. Par exemple, sur le réseau interne de Microsoft, le nom est dérivé du nom de login de l'utilisateur et un des auteurs du RFC a donc une machine huitema-test-2.

Est-il nécessaire de donner des noms aux « objets », ces machines à laver ou brosses à dents connectés, qui sont des ordinateurs, mais ne sont en général pas perçus comme tels (ce qui a des graves conséquences en terme de sécurité) ? Comme ces engins n'offrent en général pas de services, ils ont moins besoin d'un nom facile à retenir, et, lorsque les protocoles réseaux employés forcent à utiliser un nom, c'est également un nom fabriqué à partir du nom du fabricant, du modèle de l'appareil et de son numéro de série (donc, un nom du genre BrandX-edgeplus-4511-2539). On voit même parfois la langue parlée par l'utilisateur utilisée dans ce nom, qui est donc très « parlant ».

Même un identificateur partiel peut être révélateur (section 3 du RFC). Si on ordinateur se nomme dthaler-laptop, on ne peut pas être sûr qu'il appartienne vraiment au co-auteur du RFC Dave Thaler. Il y a peut-être d'autres D. Thaler dans le monde. Mais si on observe cet ordinateur faire une connexion au réseau interne de Microsoft (pas besoin de casser le chiffrement, les métadonnées suffisent), on est alors raisonnablement sûr qu'on a identifié le propriétaire.

Beaucoup de gens croient à tort qu'un identificateur personnel doit forcément inclure le nom d'état civil de l'utilisateur. Mais ce n'est pas vrai : il suffit que l'identificateur soit stable, et puisse être relié, d'une façon ou d'une autre, au nom de l'utilisateur. Par exemple, si un ordinateur portable a le nom stable a3dafaaf70950 (nom peu parlant) et que l'observateur ait pu voir une fois cette machine faire une connexion à un compte IMAP jean_dupont, on peut donc associer cet ordinateur à Jean Dupont, et le suivre ensuite à la trace.

Ce risque est encore plus important si l'attaquant maintient une base de données des identifications réussies (ce qui est automatisable), et des machines associées. Une ou deux fuites d'information faites il y a des mois, voire des années, et toutes les apparitions ultérieures de cette machine mèneront à une identification personnelle.

Donc, n'écoutez pas les gens qui vous parleront d'« anonymat » parce que les noms de machine ne sont pas parlants (comme le a3dafaaf70950 plus haut). Si quelqu'un fait cela, cela prouve simplement qu'il ne comprend rien à la sécurité informatique. Un nom stable, pouvant être observé (et on a vu que bien des protocoles étaient très indiscrets), permet l'observation, et donc la surveillance.

Justement, quels sont les protocoles qui laissent ainsi fuiter des noms de machine, que l'observateur pourra noter et enregistrer (section 4 du RFC) ? Il y a d'abord DHCP, où le message de sollicitation initial (diffusé à tous…) contient le nom de la machine en clair. Le problème de vie privée dans DHCP est analysé plus en détail dans les RFC 7819 et RFC 7824. Les solutions pour limiter les dégâts sont dans le RFC 7844.

Le DNS est également une cause de fuite, par exemple parce qu'il permet d'obtenir le nom d'une machine à partir de son adresse IP, avec les requêtes PTR dans in-addr.arpa ou ip6.arpa, nom qui peut réveler des détails. C'est le cas avec tout protocole conçu justement pour distribuer des informations, comme celui du RFC 4620 (qui ne semble pas très déployé dans la nature).

Plus sérieux est le problème de mDNS (RFC 6762), illustré par le tcpdump montré plus haut. Les requêtes sont diffusées à tous sur le réseau local, et contiennent, directement ou indirectement, les noms des machines. Même chose avec le DNS Service Discovery du RFC 6763 et le LLMNR du RFC 4795 (beaucoup moins fréquent que mDNS).

Enfin, NetBIOS (quelqu'un l'utilise encore ?) est également une grande source d'indiscrétions.

Assez décrit le problème, comment le résoudre (section 5) ? Bien sûr, il faudra des protocoles moins bavards, qui ne clament pas le nom de la machine à tout le monde. Mais changer d'un coup des protocoles aussi répandus et aussi fermement installés que, par exemple, DHCP, ne va pas être facile. De même, demander aux utilisateurs de ne pas faire de requêtes DHCP lorsqu'ils visitent un réseau « non sûr » est difficile (déjà, comment l'utilisateur va-t-il correctement juger si le réseau est sûr ?), d'autant plus qu'ils risquent fort de ne pas avoir de connectivité du tout, dans ce cas. Certes, couper les protocoles non nécessaires est un bon principe de sécurité en général. Mais cet angle d'action semble quand même bien trop drastique. (Il faut aussi noter qu'il existe des protocoles privés, non-IETF, qui peuvent faire fuire des noms sans qu'on le sache. Le client Dropbox diffuse à la cantonade l'ID du client, et celui des shares où il se connecte. Il est facile de faire un graphe des utilisateurs en mettant ensemble ceux qui se connectent au même share.)

La suggestion de notre RFC est donc d'attaquer le problème d'une autre façon, en changeant le nom de la machine, pour lui substituer une valeur imprévisible (comme le fait le RFC 7844 pour les adresses MAC). Pour chaque nouveau réseau où est connectée la machine, on génère aléatoirement un nouveau nom, et c'est celui qu'on utilisera dans les requêtes DHCP ou mDNS. Ces protocoles fonctionneront toujours mais la surveillance des machines mobiles deviendra bien plus difficile. Bien sûr, pour empêcher toute corrélation, le changement de nom doit être coordonné avec les changements des autres identificateurs, comme l'adresse IP ou l'adresse MAC.

Windows a même un concept de « nom de machine par réseau », ce qui permet aux machines ayant deux connexions de présenter deux identités différentes (malheureusement, Unix n'a pas ce concept, le nom est forcément global).

Bien sûr, on n'a rien sans rien (section 6). Si on change les noms des machines, on rendra l'administration système plus difficile. Par exemple, l'investigation sur un incident de sécurité sera plus complexe. Mais la défense de la vie privée est à ce prix.

Pour l'instant, à ma connaissance, il n'y a pas encore de mise en œuvre de cette idée de noms imprévisibles et changeants. (Une proposition a été faite pour Tails. Notez qu'il existe d'autres possibilités comme d'avoir un nom unique partout.)


Téléchargez le RFC 8117


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RFC 8128: IETF Appointment Procedures for the ICANN Root Zone Evolution Review Committee

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : C. Morgan (AMS)
Pour information
Première rédaction de cet article le 11 mars 2017


Un petit RFC purement bureaucratique publié hier, il décrit les procédures par lesquelles l'IETF nomme un représentant dans un des innombrables comités de l'ICANN, le RZERC (Root Zone Evolution Review Committee), qui travaille sur la gestion de la zone racine du DNS.

Ce nouveau comité RZERC est chargé des mécanismes de publication de la zone racine, une zone évidemment cruciale puisque la nature arborescente du DNS fait que, si elle a des problèmes, plus rien ne marche. Notez que le RZERC ne s'occupe que de la création et de la publication de la zone racine, pas de servir cette zone. Cette tâche incombe en effet aux serveurs racines du DNS, qui sont indépendants de l'ICANN (contrairement à ce qu'on lit souvent dans des médias mal informés). L'actuelle charte du RZERC est en ligne et elle prévoit que le comité comprend entre autres « The Chair or delegate of the Internet Engineering Task Force ».

C'est l'IAB qui désigne le représentant IETF, le premier étant Jim Reid. Les qualités nécessaires sont citées en section 2 de notre RFC. Sans surprise, il faut être techniquement très compétent, et il faut pouvoir traduire des recommandations en des termes compréhensibles par la bureaucratie ICANN (« be able to articulate those technology issues such that the ICANN Board can be provided with sound technical perspectives »). Le RFC précise également qu'il faut comprendre l'articulation de la gouvernance Internet et les rôles des différents organismes, une tâche complexe, c'est sûr !

Suivant les procédures décrites en section 3 du RFC, un appel à volontaires avait été lancé le 25 mai 2016, il y avait quatre candidats (Marc Blanchet, Warren Kumari, Kaveh Ranjbar et Jim Reid), et Jim Reid a été nommé le 11 août 2016. Depuis, si on veut savoir ce que fait ce comité, il faut regarder sa page Web officielle. Son rôle n'est pas encore bien défini et fait l'objet de la plupart des discussions. En gros, il devrait intervenir uniquement lorsqu'une proposition de changement important est faite, pas pour la gestion quotidienne.


Téléchargez le RFC 8128


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RFC 8078: Managing DS records from the Parent via CDS/CDNSKEY

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : O. Gudmundsson (CloudFlare), P. Wouters (Red Hat)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF dnsop
Première rédaction de cet article le 11 mars 2017


Un problème fréquent avec DNSSEC est de transmettre à sa zone parente les clés publiques de signature de sa zone, pour que le parent puisse signer un lien qui va vers ces clés (l'enregistrement de type DS). Le RFC 7344 apportait une solution partielle, avec ses enregistrements CDS et CDNSKEY. Il y manquait deux choses : la création du premier DS (activation initiale de DNSSEC), et le retrait de tout les DS (on arrête de faire du DNSSEC). Ce nouveau RFC 8078 comble ces deux manques (et, au passage, change l'état du RFC 7344, qui passe sur le Chemin des Normes).

Avant le RFC 7344, tout changement des clés KSK (Key Signing Key) d'une zone nécessitait une interaction avec la zone parente, par le biais d'un mécanisme non-DNS (« out-of-band », par exemple un formulaire Web). La solution du RFC 7344, elle, n'utilise que le DNS (« in-band »). Ce nouveau RFC complète le RFC 7344 pour les configurations initiales et finales. (Le problème est complexe car il peut y avoir beaucoup d'acteurs en jeu. Par exemple, le BE n'est pas forcément l'hébergeur DNS. Ces difficultés ont certainement nui au déploiement de DNSSEC.)

Lorsqu'on change d'hébergeur DNS, la solution la plus propre est de faire un remplacement des clés, depuis celle de l'ancien hébergeur jusqu'à celle du nouveau. Cette solution préserve en permanence la sécurité qu'offre DNSSEC. Mais une des procédures mentionnées par notre RFC passe au contraire par un état non sécurisé, où la zone n'est pas signée. C'est dommage mais cela est parfois nécessaire si :

  • Les logiciels utilisés ne permettent pas de faire mieux, ou l'un des deux hébergeurs ne veut pas suivre la procédure « propre »,
  • Ou bien le nouvel hébergeur ne gère pas DNSSEC du tout, ou encore le titulaire de la zone ne veut plus de DNSSEC.

Une zone non signée vaut certainement mieux qu'une signature invalide. Mais le RFC oublie de dire que cela va casser certaines applications de sécurité qui exigent DNSSEC comme DANE (RFC 6698) ou SSHFP (RFC 4255).

Avant de lire la suite de ce RFC, deux conseils :

  • Lisez bien le RFC 7344. Vraiment.
  • Rappelez-vous qu'il y a des tas d'acteurs possibles dans le DNS. Le modèle RRR (Titulaire-BE-Registre, Registrant-Registrar-Registry) n'est pas le seul. Et il n'y a pas que les TLD qui délèguent des zones ! Le RFC parle donc uniquement de « parent » (responsable parental ?) pour désigner l'entité à laquelle on s'adresse pour obtenir des changements dans la zone parente.

Les enregistrements CDS (Client-side Delegation Signer) servent à trois choses (section 2 du RFC) :

  • Installer le DS (Delegation Signer) initial dans la zone parente,
  • Remplacer (rollover) la clé publique de signature des clés (KSK, Key-Signing Key) dans la zone parente,
  • Supprimer le DS de la zone parente, débrayant ainsi la validation DNSSEC de la zone fille chez les résolveurs.

Avec le RFC 7344, seule la deuxième était possible (c'est la moins dangereuse, qui ne nécessite aucun changement dans les relations de confiance,notamment entre parente et fille). Notre RFC 8078 permet désormais les deux autres, plus délicates, car posant davantage de problèmes de sécurité.

La sémantique des enregistrements CDS (ou CDNSKEY) est donc désormais « la publication d'un ou plusieurs CDS indique un souhait de synchronisation avec la zone parente ; celle-ci est supposée avoir une politique en place pour accepter/refuser/vérifier ce ou ces CDS, pour chacune des trois utilisations notées ci-dessus ». Quand des CDS différents des DS existants apparaissent dans la zone fille, le responsable parental doit agir.

D'abord, l'installation initiale d'un DS alors qu'il n'y en avait pas avant (section 3 du RFC). La seule apparition du CDS ou du CDNSKEY ne peut pas suffire car comment le vérifier, n'ayant pas encore de chaîne DNSSEC complète ? Le responsable parental peut utiliser les techniques suivantes :

  • Utiliser un autre canal, extérieur au DNS, par exemple l'API du responsable parental,
  • Utiliser des tests de vraisemblance, du genre un message de confirmation envoyé au contact technique du domaine, ou bien regarder si la configuration du domaine est stable,
  • Attendre un certain temps, de préférence vérifier depuis plusieurs endroits dans le réseau (pour éviter les empoisonnements locaux), puis considérer le CDS comme valable s'il est resté pendant ce temps (l'idée est qu'un piratage aurait été détecté, pendant ce délai),
  • Envoyer un défi au titulaire de la zone fille, par exemple génerer une valeur aléatoire et lui demander de l'insérer sous forme d'un enregistrement TXT dans la zone (bien des applications qui veulent vérifier le responsable d'un domaine font cela, par exemple Keybase ou bien Google webmasters),
  • Accepter immédiatement s'il s'agit d'une nouvelle délégation. Ainsi, le domaine sera signé et validable dès le début.

La deuxième utilisation des CDS, remplacer une clé est, on l'a vu, déjà couverte par le RFC 7344.

Et pour la troisième utilisation, la suppression de tous les DS chez le parent ? Elle fait l'objet de la section 4 du RFC. Pour demander cette suppression, on publie un CDS (ou un CDNSKEY) avec un champ « algorithme » à zéro. Cette valeur n'est pas affectée à un vrai algorithme dans le registre officiel, elle est réservée (cf. section 6 du RFC) pour dire « efface ». (Le RFC 4398 utilisait déjà le même truc.)

Pour éviter tout accident, le RFC est plus exigeant que cela et exige cette valeur spécifique pour ces enregistrements :

DOMAINNAME IN CDS 0 0 0 0
    

ou bien :

    
DOMAINNNAME IN    CDNSKEY 0 3 0 0      
    

(Le 3 étant l'actuel numéro de version de DNSSEC, voir le RFC 4034, section 2.1.2.)

Une fois le CDS (ou CDNSKEY) « zéro » détecté, et validé par DNSSEC, le parent retire le DS. Une fois le TTL passé, le fils peut « dé-signer » la zone.

À noter que ce RFC a été retardé par la question du déplacement du RFC 7344, de son état « pour information », au Chemin des Normes. La demande était discrète, et avait été raté par certains relecteurs, qui ont protesté ensuite contre ce « cavalier ». L'« élévation » du RFC 7344 est désormais explicite.


Téléchargez le RFC 8078


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RFC 8095: Services Provided by IETF Transport Protocols and Congestion Control Mechanisms

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : G. Fairhurst (University of Aberdeen), B. Trammell, M. Kuehlewind (ETH Zurich)
Pour information
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF taps
Première rédaction de cet article le 10 mars 2017


Les protocoles de transport (couche 4 dans le modèle en couches traditionnel), comme le fameux TCP, fournissent certains services aux applications situées au-dessus d'eux. Mais quels services exactement ? Qu'attend-on de la couche de transport ? Le but de ce RFC de synthèse est de lister tous les services possibles de la couche 4, et d'analyser ensuite tous les protocoles existants pour voir lesquels de ces services sont offerts. Ce document ne normalise donc pas un nouveau protocole, il classe et organise les protocoles existants. (L'idée est de pouvoir ensuite développer une interface abstraite permettant aux applications d'indiquer quels services elles attendent de la couche transport au lieu de devoir, comme c'est le cas actuellement, choisir un protocole donné. Une telle interface abstraite permettrait au système d'exploitation de choisir le protocole le plus adapté à chaque environnement.)

C'est d'autant plus important qu'il n'y a pas que TCP mais aussi des protocoles comme SCTP, UDP, DCCP, les moins connus FLUTE ou NORM, et même HTTP, qui est devenu une couche de transport de fait. Toute évolution ultérieure de l'architecture de l'Internet, des middleboxes, des API offertes par le système d'exploitation, implique une compréhension détaillée de ce que fait exactement la couche transport.

Pour TCP, tout le monde connait (ou croit connaitre) : il fournit un service de transport de données fiable (les données qui n'arrivent pas sont retransmises automatiquement, l'application n'a pas à s'en soucier, la non-modification est - insuffisamment - contrôlée via une somme de contrôle), et ordonné (les octets arrivent dans l'ordre d'envoi même si, dans le réseau sous-jacent, un datagramme en a doublé un autre). TCP ne fournit pas par contre de service de confidentialité, ce qui facilite le travail de la NSA ou de la DGSI. Tout le monde sait également qu'UDP ne fournit aucun des deux services de fiabilité et d'ordre : si l'application en a besoin, elle doit le faire elle-même (et il est donc logique que la plupart des applications utilisent TCP).

Parfois, le service de transport offert aux applications est lui-même bâti sur un autre service de transport. C'est la raison pour laquelle ce RFC présente des protocoles qui ne sont pas « officiellement » dans la couche 4 (mais, de toute façon, le modèle en couches n'a toujours été qu'une vague indication ; en faire une classification rigide n'a aucun intérêt, et a été une des raisons de l'échec du projet l'OSI). Un exemple est TLS. Une application qui s'en sert ne voit pas directement le TCP sous-jacent, elle confie ses données à TLS qui, à son tour, fait appel à TCP. Le service de transport vu par l'application offre ainsi les fonctions de TCP (remise fiable et ordonnée des données) plus celles de TLS (confidentialité, authentification et intégrité). Il faudrait être particulièrement pédant pour s'obstiner à classer TLS dans les applications comme on le voit parfois.

Le même phénomène se produit pour UDP : comme ce protocole n'offre quasiment aucun service par lui-même, on le complète souvent avec des services comme TFRC (RFC 5348) ou LEDBAT (RFC 6817) qui créent ainsi un nouveau protocole de transport au-dessus d'UDP.

La section 1 de notre RFC liste les services possibles d'une couche de transport :

  • Envoi des messages à un destinataire (unicast) ou à plusieurs (multicast ou anycast),
  • Unidirectionnel (ce qui est toujours le cas avec le multicast) ou bidirectionnel,
  • Nécessite un établissement de la connexion avant d'envoyer des données, ou pas,
  • Fiabilité de l'envoi (par un mécanisme d'accusé de réception et de réémission) ou bien fire and forget (notez que cette fiabilité peut être partielle, ce que permet par exemple SCTP),
  • Intégrité des données (par exemple via une somme de contrôle),
  • Ordre des données (avec certains protocoles de transport comme UDP, le maintien de l'ordre des octets n'est pas garanti, un paquet pouvant en doubler un autre),
  • Structuration des données (framing), certains protocoles découpent en effet les données en messages successifs (ce que ne fait pas TCP),
  • Gestion de la congestion,
  • Confidentialité,
  • Authentification (TLS fournit ces deux derniers services).

La section 3 du RFC est le gros morceau. Elle liste tous les protocoles de transport possibles (au moins ceux normalisés par l'IETF), en donnant à chaque fois une description générale du protocole, l'interface avec les applications, et enfin les services effectivement offerts par ce protocole.

À tout seigneur, tout honneur, commençons par l'archétype des protocoles de transport, TCP. Normalisé dans le RFC 793, très largement répandu (il est difficile d'imaginer une mise en œuvre d'IP qui ne soit pas accompagnée de TCP), utilisé quotidiennement par des milliards d'utilisateurs. Le RFC originel a connu pas mal de mises à jour et, aujourd'hui, apprendre TCP nécessite de lire beaucoup de RFC (le RFC 7414 en donne la liste). Ainsi, la notion de données urgentes, qui était dans le RFC originel, a été supprimée par le RFC 6093.

TCP multiplexe les connexions en utilisant les numéros de port, comme beaucoup de protocoles de transport. Une connexion est identifiée par un tuple {adresse IP source, port source, adresse IP destination, port destination}. Le port de destination identifie souvent le service utilisé (c'est moins vrai aujourd'hui, où la prolifération de middleboxes stupides oblige à tout faire passer sur les ports 80 et 443). TCP fournit un service de données non-structurées, un flot d'octets, mais, en interne, il découpe ces octets en segments, dont la taille est négociée au début (en général, TCP essaie de faire que cette taille soit la MTU du chemin, en utilisant les RFC 1191, RFC 1981 et de plus en plus le RFC 4821). Chaque octet envoyé a un numéro, le numéro de séquence, et c'est ainsi que TCP met en œuvre la fiabilité et l'ordre. (Contrairement à ce que croient certaines personnes, c'est bien l'octet qui a un numéro, pas le segment.) Autrefois, si deux segments non contigus étaient perdus, il fallait attendre la réémission du premier pour demander celle du second, mais les accusés de réception sélectifs du RFC 2018 ont changé cela.

Quant au contrôle de congestion de TCP, il est décrit en détail dans le RFC 5681. TCP réagit à la perte de paquets (ou bien à leur marquage avec l'ECN du RFC 3168) en réduisant la quantité de données envoyées.

Les données envoyées par l'application ne sont pas forcément transmises immédiatement au réseau. TCP peut attendre un peu pour remplir davantage ses segments (RFC 896). Comme certaines applications (par exemple celles qui sont fortement interactives comme SSH) n'aiment pas les délais que cela entraine, ce mécanisme est typiquement débrayable.

Enfin, pour préserver l'intégrité des données envoyées, TCP utilise une somme de contrôle (RFC 793, section 3.1, et RFC 1071). Elle ne protège pas contre toutes les modifications possibles et il est recommandé aux applications d'ajouter leur propre contrôle d'intégrité (par exemple, si on transfère un fichier, via un condensat du fichier).

Et l'interface avec les applications, cruciale, puisque le rôle de la couche transport est justement d'offrir des services aux applications ? Celle de TCP est décrite de manière relativement abstraite dans le RFC 793 (six commandes, Open, Close, Send, Receive, etc). Des points comme les options TCP n'y sont pas spécifiés. Le RFC 1122 est un peu plus détaillé, mentionnant par exemple l'accès aux messages ICMP qui peuvent indiquer une erreur TCP. Enfin, une interface concrète est celle des prises, normalisées par POSIX (pas de RFC à ce sujet). Vous créez une prise avec l'option SOCK_STREAM et hop, vous utilisez TCP et tous ses services.

Quels services, justement ? TCP fournit :

  • Établissement d'une connexion, et démultiplexage en utilisant les numéros de port,
  • Transport unicast (l'anycast est possible, si on accepte le risque qu'un changement de routes casse subitement une connexion),
  • Communication dans les deux sens,
  • Données envoyées sous forme d'un flot d'octets, sans séparation (pas de notion de message, c'est à l'application de le faire, si elle le souhaite, par exemple en indiquant la taille du message avant le message, comme le font EPP et DNS), c'est aussi cela qui permet l'accumulation de données avant envoi (algorithme de Nagle),
  • Transport fiable, les données arriveront toutes, et dans l'ordre,
  • Détection d'erreurs (mais pas très robuste),
  • Contrôle de la congestion, via les changements de taille de la fenêtre d'envoi (la fenêtre est l'ensemble des octets qui peuvent être envoyés avant qu'on ait reçu l'accusé de réception des données en cours), voir le RFC 5681.

Par contre, TCP ne fournit pas de confidentialité, et l'authentification se limite à une protection de l'adresse IP contre les attaquants situés hors du chemin (RFC 5961).

Après TCP, regardons le deuxième protocole de transport étudié, MPTCP (Multipath TCP, RFC 6824). C'est une extension de TCP qui permet d'exploiter le multi-homing. Pour échapper aux middleboxes intrusives, MPTCP fonctionne en créant plusieurs connexions TCP ordinaires depuis/vers toutes les adresses IP utilisées, et en multiplexant les données sur ces connexions (cela peut augmenter le débit, et cela augmente la résistance aux pannes, mais cela peut aussi poser des problèmes si les différents chemins ont des caractéristiques très différentes). La signalisation se fait par des options TCP.

L'interface de base est la même que celle de TCP, mais il existe des extensions (RFC 6897) pour tirer profit des particularités de MPTCP.

Les services sont les mêmes que ceux de TCP avec, en prime le multi-homing (il peut même y avoir des adresses IPv4 et IPv6 dans la même session MPTCP), et ses avantages notamment de résilience.

Après TCP, UDP est certainement le protocole de transport le plus connu. Il est notamment très utilisé par le DNS. Le RFC 8085 explique comment les applications peuvent l'utiliser au mieux. La section 3.3 de notre RFC lui est consacrée, pour décrire son interface et ses services.

Contrairement à TCP, UDP n'a pas la notion de connexion (on envoie directement les données, sans négociation préalable), UDP découpe les données en messages (voilà pourquoi les messages DNS en UDP ne sont pas précédés d'une longueur : UDP lui-même fait le découpage), n'a pas de contrôle de congestion, et ne garantit pas le bon acheminement. UDP dispose d'un contrôle d'intégrité, mais il est facultatif (quoique très recommandé) en IPv4, où on peut se contenter du contrôle d'intégrité d'IP. IPv6 n'ayant pas ce contrôle, UDP sur IPv6 doit activer son propre contrôle, sauf dans certains cas très précis (RFC 6936).

En l'absence de contrôle de congestion, l'application doit être prudente, veiller à ne pas surcharger le réseau, et ne pas s'étonner si l'émetteur envoie plus que ce que le récepteur peut traiter. D'une façon générale, il faut penser à lire le RFC 8085, qui explique en détail tout ce qu'une application doit faire si elle tourne sur UDP.

Il est d'ailleurs recommandé de bien se poser la question de l'utilité d'UDP, dans beaucoup de cas. Un certain nombre de développeurs se disent au début d'un projet « j'ai besoin de vitesse [sans qu'ils fassent bien la différence entre latence et capacité], je vais utiliser UDP ». Puis ils découvrent qu'ils ont besoin de contrôle de flux, d'ordre des données, de bonne réception des données, ils ajoutent à chaque fois des mécanismes ad hoc, spécifiques à leur application et, au bout du compte, ils ont souvent réinventé un truc aussi lourd que TCP, mais bien plus bogué. Attention donc à ne pas réinventer la roue pour rien.

L'interface d'UDP, maintenant. Le RFC 768 donne quelques indications de base, que le RFC 8085 complète. Bien qu'UDP n'ait pas le concept de connexion, il est fréquent que les API aient une opération connect() ou analogue. Mais il ne faut pas la confondre avec l'opération du même nom sur TCP : ce connect() UDP est purement local, associant la structure de données locale à une machine distante (c'est ainsi que cela se passe avec les prises Berkeley).

Et les services d'UDP ? La liste est évidemment bien plus courte que pour TCP. Elle comprend :

  • Transport des données, unicast, multicast , anycast et broadcast (c'est le seul point où UDP en fournit davantage que TCP),
  • Démultiplexage en utilisant les numéros de port,
  • Unidirectionnel (ce qui est toujours le cas avec le multicast) ou bidirectionnel,
  • Données structurées en messages,
  • Aucune garantie, ou signalement, des pertes de message,
  • Aucune garantie sur l'ordre de délivrance des messages.

Nettement moins connu qu'UDP est UDP-Lite, normalisé dans le RFC 3828. C'est une version très légèrement modifiée d'UDP, où la seule différence est que les données corrompues (détectées par la somme de contrôle) sont quand même données à l'application réceptrice, au lieu d'être jetées comme avec UDP. Cela peut être utile pour certains applications, notamment dans les domaines audio et vidéo.

Avec UDP-Lite, le champ Longueur de l'en-tête UDP change de sémantique : il n'indique plus la longueur totale des données mais la longueur de la partie qui est effectivement couverte par la somme de contrôle. Typiquement, on ne couvre que l'en-tête applicatif. Le reste est... laissé à la bienveillance des dieux (ou des démons). Pour tout le reste, voyez la section sur UDP.

Notez qu'il n'existe pas d'API spécifique pour UDP-Lite. Si quelqu'un parmi mes lecteurs a des exemples de code bien clairs...

Bien plus original est SCTP (RFC 4960). C'est un protocole à connexion et garantie d'acheminement et d'ordre des données, comme TCP. Mais il s'en distingue par sa gestion du multi-homing. Avec SCTP, une connexion peut utiliser plusieurs adresses IP source et destination, et passer de l'une à l'autre pendant la session, assurant ainsi une bonne résistance aux pannes. Plus drôle, cet ensemble d'adresses peut mêler des adresses IPv4 et IPv6.

Notez aussi qu'une connexion SCTP (on dit une association) comporte plusieurs flux de données, afin de minimiser le problème connu sous le nom de head of line blocking (un paquet perdu empêche la délivrance de toutes les données qui suivent tant qu'il n'a pas été réémis).

SCTP avait surtout été conçu pour la signalisation dans les réseaux téléphoniques. Mais on le trouve dans d'autres cas, comme ForCES (cf. RFC 5811) ou comme la signalisation WebRTC.

Contrairement à TCP, SCTP utilise une quadruple poignée de mains pour établir la connexion, ce qui permet de ne négocier les options qu'une fois certain de l'identité du partenaire (les techniques anti-DoS de TCP sont incompatible avec l'utilisation des options, cf. RFC 4987, section 3.6). La somme de contrôle fait 32 bits (au lieu des 16 bits de TCP et UDP) et est donc normalement plus robuste.

SCTP est très extensible et plusieurs extensions ont déjà été définies comme l'ajout ou le retrait d'adresses IP pendant l'association (RFC 5061), ou bien la possibilité de n'accepter qu'une fiabilité partielle (RFC 3758). Pour la sécurité, on peut faire tourner TLS sur SCTP (RFC 3436) au prix de la perte de quelques fonctions, ou bien utiliser DTLS (RFC 6083), qui préserve quasiment toutes les fonctions de SCTP.

Victime fréquente des middleboxes stupides qui ne connaissent qu'UDP et TCP, SCTP peut tourner sur UDP (RFC 6951), au lieu de directement reposer sur IP, afin de réussir à passer ces middleboxes.

Contrairement à des protocoles de transport plus anciens, SCTP a une interface bien spécifiée. Le RFC 4960 définit l'interface abstraite, et une extension aux prises Berkeley, spécifiée dans le RFC 6458, lui donne une forme concrète. Cette API prévoit également certaines extensions, comme celle des reconfigurations dynamiques d'adresses du RFC 5061.

Les services fournis par SCTP sont très proches de ceux fournis par TCP, avec deux ajouts (la gestion du multi-homing et le multi-flux), et un changement (données structurées en messages, au lieu d'être un flot d'octets continu comme TCP).

Un autre protocole de transport peu connu, et ne fournissant pas, lui, de fiabilité de l'envoi des données, est DCCP (RFC 4340). DCCP est une sorte d'UDP amélioré, qui peut fournir des services supplémentaires à ceux d'UDP, tout en restant plus léger que TCP (la description du besoin figure dans le RFC 4336). DCCP est bien adapté aux applications multimédia ou aux jeux en ligne, où une faible latence est cruciale, mais où peut aimer avoir des services en plus. Sans DCCP, chaque application qui veut de l'« UDP amélioré » devrait tout réinventer (et ferait sans doute des erreurs).

DCCP a des connexions, comme TCP, qu'on établit avant de communiquer et qu'on ferme à la fin. Il offre une grande souplesse dans le choix des services fournis, choix qui peuvent être unilatéraux (seulement l'envoyeur, ou bien seulement le récepteur) ou négociés lors de l'ouverture de la connexion. Le paquet d'ouverture de connexion indique l'application souhaitée (RFC 5595), ce qui peut être une information utile aux équipements intermédiaires. S'il faut faire passer DCCP à travers des middleboxes ignorantes, qui n'acceptent qu'UDP et TCP, on peut, comme avec SCTP, encapsuler dans UDP (RFC 6773).

L'interface avec DCCP permet d'ouvrir, de fermer et de gérer une connexion. Il n'y a pas d'API standard. Les services fournis sont :

  • Transport des données, uniquement unicast,
  • Protocole à connexion, et démultiplexage fondé sur les numéros de port,
  • Structuration des données en messages,
  • Les messages peuvent être perdus (mais, contrairement à UDP, l'application est informée des pertes), et ils peuvent être transmis dans le désordre,
  • Contrôle de la congestion (le gros avantage par rapport à UDP), et avec certains choix (optimiser la latence ou au contraire la gigue, par exemple) laissés à l'application.

Autre exemple de protocole de transport, même s'ils ne sont en général pas décrits comme tels, TLS (RFC 5246) et son copain DTLS (RFC 6347). Si on est un fanatique du modèle en couches, on ne met pas ces protocoles de sécurité en couche 4 mais, selon l'humeur, en couche 5 ou en couche 6. Mais si on est moins fanatique, on reconnait que, du point de vue de l'application, ce sont bien des protocoles de transport : c'est à eux que l'application confie ses données, comptant sur les services qu'ils promettent.

TLS tourne sur TCP et DTLS sur UDP. Du point de vue de l'application, TLS fournit les services de base de TCP (transport fiable d'un flot d'octets) et DTLS ceux d'UDP (envoi de messages qui arriveront peut-être). Mais ils ajoutent à ces services de base leurs services de sécurité :

Le RFC rappelle qu'il est important de se souvenir que TLS ne spécifie pas un mécanisme d'authentification unique, ni même qu'il doit y avoir authentification. On peut n'authentifier que le serveur (c'est actuellement l'usage le plus courant), le client et le serveur, ou bien aucun des deux. La méthode la plus courante pour authentifier est le certificat PKIX (X.509), appelé parfois par une double erreur « certificat SSL ».

DTLS ajoute également au service de base quelques trucs qui n'existent pas dans UDP, comme une aide pour la recherche de PMTU ou un mécanisme de cookie contre certaines attaques.

Il n'y a pas d'API standard de TLS. Si on a écrit une application avec l'API d'OpenSSL, il faudra refaire les appels TLS si on passe à WolfSSL ou GnuTLS. C'est d'autant plus embêtant que les programmeurs d'application ne sont pas forcément des experts en cryptographie et qu'une API mal conçue peut les entrainer dans des erreurs qui auront des conséquences pour la sécurité (l'article « The most dangerous code in the world: validating SSL certificates in non-browser software » en donne plusieurs exemples).

Passons maintenant à RTP (RFC 3550). Ce protocole est surtout utilisé pour les applications multimédia, où on accepte certaines pertes de paquet, et où le format permet de récupérer après cette perte. Comme TLS, RTP fonctionne au-dessus du « vrai » protocole de transport, et peut exploiter ses services (comme la protection de l'intégrité d'une partie du contenu, que fournissent DCCP et UDP-Lite).

RTP comprend en fait deux protocoles, RTP lui-même pour les données et RTCP pour le contrôle. Par exemple, c'est via RTCP qu'un émetteur apprend que le récepteur ne reçoit pas vite et donc qu'il faudrait, par exemple, diminuer la qualité de la vidéo.

RTP n'a pas d'interface standardisée offerte aux programmeurs. Il faut dire que RTP est souvent mis en œuvre, non pas dans un noyau mais directement dans l'application (comme avec libortp sur Unix). Ces mises en œuvre sont donc en général optimisées pour une utilisation particulière, au lieu d'être généralistes comme c'est le cas avec les implémentations de TCP ou UDP.

Autre cas d'un protocole de transport qui fonctionne au-dessus d'un autre protocole de transport, HTTP (RFC 7230 et suivants). Il n'était normalement pas conçu pour cela mais, dans l'Internet d'aujourd'hui, où il est rare d'avoir un accès neutre, où les ports autres que 80 et 443 sont souvent bloqués, et où hôtels, aéroports et écoles prétendent fournir un « accès Internet » qui n'est en fait qu'un accès HTTP, bien des applications qui n'ont rien à voir avec le Web en viennent à utiliser HTTP comme protocole de transport. (Même si le RFC 3205 n'encourage pas vraiment cette pratique puisque HTTP peut ne pas être adapté à tout. Mais, souvent, on n'a pas le choix.)

Outre cette nécessité de contourner blocages et limitations, l'utilisation de HTTP comme transport a quelques avantages : protocole bien connu, disposant d'un grand nombre de mises en œuvre, que ce soit pour les clients ou pour les serveurs, et des mécanismes de sécurité existants (RFC 2617, RFC 2817…). L'un des grands succès de HTTP est le style REST : de nombreuses applications sont conçues selon ce style.

Les applications qui utilisent HTTP peuvent se servir des méthodes existantes (GET, PUT, etc) ou bien en créer de nouvelles (qui risquent de moins bien passer partout).

Je ne vais pas refaire ici la description de HTTP que contient le RFC (suivant le même plan que pour les autres protocoles de transport), je suppose que vous connaissez déjà HTTP. Notez quand même quelques points parfois oubliés : HTTP a un mécanisme de négociation du contenu, qui permet, par exemple, de choisir le format lorsque la ressource existe en plusieurs formats, HTTP a des connexions persistentes donc on n'est pas obligé de se taper un établissement de connexion TCP par requête, et HTTP a des mécanismes de sécurité bien établis, à commencer par HTTPS.

Il y a plein de bibliothèques qui permettent de faire de l'HTTP facilement (libcurl et neon en C, Requests en Python, etc). Chacune a une API différente. Le W3C a normalisé une API nommée XMLHttpRequest, très utilisée par les programmeurs JavaScript.

Les services que fournit HTTP quand on l'utilise comme protocole de transport sont :

  • Transport unicast, bi-directionnel, fiable (grâce à TCP en dessous), et avec contrôle de congestion (idem),
  • Négociation du format, possibilité de ne transférer qu'une partie d'une ressource,
  • Authentification et confidentialité si on utilise HTTPS.

Beaucoup moins connus que les protocoles précédents sont deux des derniers de notre liste, FLUTE et NORM.

FLUTE (File Delivery over Unidirectional Transport/ Asynchronous Layered Coding Reliable Multicast) est normalisé dans le RFC 6726. Il est conçu pour un usage très spécifique, la distribution de fichiers à des groupes multicast de grande taille, où on ne peut pas demander à chaque récepteur d'accuser réception. Il est surtout utilisé dans le monde de la téléphonie mobile (par exemple dans la spécification 3GPP TS 26.346).

FLUTE fonctionne sur UDP, et le protocole ALC du RFC 5775. Il est souvent utilisé sur des réseaux avec une capacité garantie, et où on peut donc relativiser les problèmes de congestion. Il n'y a pas d'interface de programmation spécifiée.

Les services de FLUTE sont donc :

  • Transport de fichiers (que FLUTE appelle « objets ») plutôt que d'octets,
  • Fiable (heureusement, pour des fichiers).

Et NORM (NACK-Oriented Reliable Multicast ? Normalisé dans le RFC 5740, il rend à peu près les mêmes services que FLUTE (distribution massive de fichiers). À noter qu'il en existe une mise en œuvre en logiciel libre.

Reste un cas amusant, ICMP. Bien sûr, ICMP n'est pas du tout conçu pour être un protocole de transport, c'est le protocole de signalisation d'IP (RFC 792 pour ICMP sur IPv4 et RFC 4443 pour ICMP sur IPv6). Mais, bon, comme il est situé au-dessus de la couche 3, on peut le voir comme un protocole de transport.

Donc, ICMP est sans connexion, sans fiabilité, et unidirectionnel. Évidemment pas de contrôle de congestion. Pas vraiment d'interface standard, les messages ICMP ne sont signalés qu'indirectement aux applications (dans certains cas, une application peut demander à recevoir les messages ICMP). On ne peut pas tellement s'en servir comme protocole de transport, bien que des programmes comme ptunnel s'en servent presque ainsi.

Après cette longue section 3 qui faisait le tour de tous les protocoles de transport ou assimilés, la section 4 de notre RFC revient sur la question cruciale de la congestion. Sans contrôle de congestion, si chacun émettait comme ça lui chante, l'Internet s'écroulerait vite sous la charge. C'est donc une des tâches essentielles d'un protocole de transport que de fournir ce contrôle de congestion. Pour ceux qui ne le font pas, l'application doit le faire (et c'est très difficile à faire correctement).

À noter que la plupart des protocoles de transport tendent à ce que chaque flot de données utilise autant de capacité disponible que les autres flots. Au contraire, il existe des protocoles « décroissants » comme LEDBAT (RFC 6817) qui cèdent la place aux autres et n'utilise la capacité que lorsque personne n'est en concurrence avec eux.

La section 5 de notre RFC revient sur la notion de fonctions fournies par le protocole de transport, et classe sur un autre axe que la section 3. La section 3 était organisée par protocole et, pour chaque protocole, indiquait quelles étaient ses fonctions. La section 5, au contraire, est organisée par fonction et indique, pour chaque fonction, les valeurs qu'elle peut prendre, et les protocoles qui correspondent. Première catégorie de fonctions, celle du contrôle. Ainsi, une des fonctions de base d'un protocole de transport est l'adressage, celui-ci peut être unicast (TCP, UDP, SCTP, TLS, HTTP), multicast (UDP encore, FLUTE, NORM), broadcast (UDP toujours), anycast (UDP, quoique TCP puisse l'utiliser si on accepte le risque de connexions coupées lorsque le routage change).

Autre fonction, la façon dont se fait l'association entre les deux machines, et elle peut être avec connexion (TCP, SCTP, TLS) ou sans connexion (UDP). La gestion du multi-homing peut être présente (MPTCP, SCTP) ou pas. La signalisation peut être faite avec ICMP ou bien dans le protocole d'application (RTP).

Seconde catégorie de fonctions, la délivrance de données. Première fonction dans cette catégorie, la fiabilité, qui peut être complète (TCP, SCTP, TLS), partielle (RTP, FLUTE, NORM) ou inexistante (UDP, DCCP). Deuxième fonction, la détection d'erreurs, par une somme de contrôle qui couvre toutes les données (TCP, UDP, SCTP, TLS), une partie (UDP-Lite), et qui peut même être optionnelle (UDP en IPv4). Troisième fonction de délivrance, l'ordre des données, qui peut être maintenu (TCP, SCTP, TLS, HTTP, RTP) ou pas (UDP, DCCP, DTLS). Quatrième fonction, le découpage des données : flot sans découpage (TCP, TLS) ou découpage en messages (UDP, DTLS).

Troisième catégorie de fonctions, celles liées au contrôle de la transmission et notamment de la lutte contre la congestion.

Enfin, quatrième et dernière catégorie de fonctions, celles liées à la sécurité : authentification (TLS, DTLS) et confidentialité (les mêmes) notamment.

Voilà, armé de ce RFC, si vous êtes développeurs d'un nouveau protocole applicatif sur Internet, vous pouvez choisir votre protocole de transport sans vous tromper.


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RFC 8085: UDP Usage Guidelines

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : L. Eggert (NetApp), G. Fairhurst (University of Aberdeen), G. Shepherd (Cisco Systems)
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF tsvwg
Première rédaction de cet article le 9 mars 2017


La grande majorité des applications Internet tourne sur le protocole de transport TCP. Mais son concurrent UDP, normalisé dans le RFC 768, prend de l'importance avec le multimédia et les jeux en ligne pour lesquels il est souvent bien adapté. Contrairement à TCP, UDP ne fournit aucun mécanisme de contrôle de la congestion. C'est donc aux applications de fournir ce contrôle, suivant les règles expliquées par ce RFC. (Qui parle surtout de congestion mais aussi d'autres sujets importants pour ceux qui utilisent UDP, comme la taille des messages ou comme les sommes de contrôle.) Il remplace le RFC 5405.

UDP est apprécié pour certaines applications car il est simple et léger et le fait qu'il ne garantisse pas l'acheminement de la totalité des paquets n'est pas forcément un problème dans les applications multimédia : si on perd quelques secondes d'une communication téléphonique RTP, il vaut mieux passer à la suite que de perdre du temps à la retransmettre comme le ferait TCP. Mais UDP ne fournit pas non plus de contrôle de la congestion. Une application UDP enthousiaste peut envoyer des paquets au débit maximum permis, saturant tous les liens situés en aval. (Il ne faut pas juste tenir compte de la capacité du lien auquel on est connecté, mais de celle du chemin complet. L'exemple du RFC, avec un chemin à seulement 56 kb/s, que cinq paquets UDP de 1 500 octets par seconde saturent, n'est pas invraisemblable.) Protéger le réseau de la congestion est pourtant nécessaire (RFC 2914 et RFC 7567), à la fois pour assurer que le réseau continue à être utilisable et également pour assurer une certaine équité entre les différents flux de données, pour éviter qu'une seule application gourmande ne monopolise le réseau pour elle. (Ceci concerne l'Internet public. Si on est dans un environnement fermé, utilisant TCP/IP mais où la capacité réseau, et son usage, sont contrôlés, le problème est évidemment différent. Voir notamment la section 3.6.)

UDP ne faisant pas ce contrôle de congestion, il faut bien que l'application le fasse et, pour cela, qu'elle mette en œuvre les conseils de ce RFC. (Notre RFC contient également des conseils pour d'autres aspects de l'utilisation d'UDP que le contrôle de congestion : mais c'est le plus important.)

Le gros du RFC est dans la section 3 qui détaille ces conseils (la section 7 contient un excellent résumé sous forme d'un tableau des conseils à suivre). Le premier est qu'il vaut peut-être mieux ne pas utiliser UDP. Beaucoup de développeurs d'applications pensent à UDP en premier parce qu'il est simple et facile à comprendre et qu'il est « plus rapide que TCP ». Mais, rapidement, ces développeurs se rendent compte qu'ils ont besoin de telle fonction de TCP, puis de telle autre, ils les mettent en œuvre dans leur application et arrivent à une sorte de TCP en moins bien, d'avantage bogué et pas plus rapide. Notre RFC conseille donc d'abord de penser aux autres protocoles de transport comme TCP (RFC 793), DCCP (RFC 4340) ou SCTP (RFC 4960). Ces protocoles sont d'autant plus intéressants qu'ils ont souvent fait l'objet de réglages soigneux depuis de nombreuses années et qu'il est donc difficile à un nouveau programme de faire mieux. D'autant plus qu'il existe souvent des réglages spécifiques pour les adapter à un usage donné. Par exemple, on peut dire à TCP de donner la priorité à la latence (paramètre TCP_NODELAY de setsockopt) ou bien au débit.

Si on ne suit pas ces sages conseils, et qu'on tient à se servir d'UDP, que doit-on faire pour l'utiliser intelligemment ? La section 3.1 couvre le gros morceau, le contrôle de congestion. Celui-ci doit être pris en compte dès la conception de l'application. Si cette dernière fait de gros transferts de données (section 3.1.2, c'est le cas de RTP, RFC 3550), elle doit mettre en œuvre TFRC, tel que spécifié dans le RFC 5348, donc faire à peu près le même travail que TCP. Et ce mécanisme doit être activé par défaut.

Si l'application transmet peu de données (section 3.1.3), elle doit quand même faire attention et le RFC demande pas plus d'un datagramme par RTT, où le RTT est un cycle aller-retour avec la machine distante (si le calcul n'est pas possible, le RFC demande une durée de trois secondes). L'application doit également détecter les pertes de paquet pour ralentir son rythme si ces pertes - signe de congestion - sont trop fréquentes.

Si l'application est bi-directionnelle (le cas de loin le plus fréquent), le contrôle de la congestion doit se faire indépendamment dans les deux directions.

Notez que se retenir d'envoyer des paquets n'est pas le seul moyen pour une application d'éviter la congestion. Elle peut aussi (si l'API utilisée le permet) se servir d'ECN (RFC 3168) pour transmettre l'information qui permettra de réguler le trafic.

Enfin, le RFC demande (section 3.1.10) un mécanisme de « disjoncteur » (circuit breaker, cf. RFC 8084 ou bien RFC 8083 pour l'exemple spécifique de RTP). C'est un mécanisme de dernier recours pour couper la communication en cas de risque d'effondrement du réseau.

Le cas où l'application est un tunnel au-dessus d'UDP est également couvert (section 3.1.11). C'est par exemple le cas du protocole GRE quand il tourne sur UDP (RFC 8086).

En suivant toutes ces règles, l'application gère proprement la congestion. Et le reste ? La section 3.2 fournit des pistes sur la gestion de la taille des paquets. La charge utile d'un paquet UDP peut théoriquement faire 65 507 octets en IPv4 et 65 527 en IPv6. Mais c'est théorique. En pratique, la fragmentation marche mal sur l'Internet, et notre RFC conseille de rester en dessous de la MTU, et d'utiliser la découverte de la MTU du chemin spécifiée dans des RFC comme le RFC 4821. (Aujourd'hui, la principale application qui envoie des paquets UDP plus gros que la MTU, et doit donc se battre avec la fragmentation, est le DNS ; voir par exemple l'étude de Geoff Huston sur les comportements très variés des serveurs de la racine.)

La section 3.3 explique la question de la fiabilité : par défaut, UDP ne retransmet pas les paquets perdus. Si c'est nécessaire, c'est l'application qui doit le faire. Elle doit aussi gérer l'eventuelle duplication des paquets (qu'UDP n'empêche pas). Le RFC note que les retards des paquets peuvent être très importants (jusqu'à deux minutes, normalise le RFC, ce qui me semble très exagéré pour l'Internet) et que l'application doit donc gérer le cas où un paquet arrive alors qu'elle croyait la session finie depuis longtemps.

La section 3.4 précise l'utilisation des sommes de contrôle (facultatives pour UDP sur IPv4 mais qui devraient être utilisées systématiquement). Si une somme de contrôle pour tout le paquet semble excessive, et qu'on veut protéger uniquement les en-têtes de l'application, une bonne alternative est UDP-Lite (RFC 3828), décrit dans la section 3.4.2. (Il y a aussi des exceptions à la règle « somme de contrôle obligatoire en IPv6 » dans le cas de tunnels.)

Beaucoup de parcours sur l'Internet sont encombrés de « middleboxes », ces engins intermédiaires qui assurent diverses fonctions (NAT, coupe-feu, etc) et qui sont souvent de médiocre qualité logicielle, bricolages programmés par un inconnu et jamais testés. La section 3.5 spécifie les règles que devraient suivre les applications UDP pour passer au travers sans trop de heurts. Notamment, beaucoup de ces « middleboxes » doivent maintenir un état par flux qui les traverse. En TCP, il est relativement facile de détecter le début et la fin d'un flux en observant les paquets d'établissement (SYN) et de destruction (FIN) de la connexion. En UDP, ces paquets n'ont pas d'équivalent et la détection d'un flux repose en général sur des heuristiques. L'engin peut donc se tromper et mettre fin à un flux qui n'était en fait pas terminé. Si le DNS s'en tire en général (c'est un simple protocole requête-réponse, avec la lupart du temps moins d'une seconde entre l'une et l'autre), d'autres protocoles basés sur UDP pourraient avoir de mauvaises surprises. Ces protocoles doivent donc se préparer à de soudaines interruptions de la communication, si le timeout d'un engin intermédiaire a expiré alors qu'il y avait encore des paquets à envoyer. (La solution des keepalives est déconseillée par le RFC car elle consomme de la capacité du réseau et ne dispense pas de gérer les coupures, qui se produiront de toute façon.)

La section 5 fera le bonheur des programmeurs qui y trouveront des conseils pour mettre en œuvre les principes de ce RFC, via l'API des prises (sockets, RFC 3493). Elle est largement documentée mais en général plutôt pour TCP que pour UDP, d'où l'intérêt du résumé qu'offre ce RFC, qui ne dispense évidemment pas de lire le Stevens. Par exemple, en l'absence de mécanisme de TIME_WAIT (la prise reste à attendre d'éventuels paquets retardés, même après sa fermeture par l'application), une application UDP peut ouvrir une prise... et recevoir immédiatement des paquets qu'elle n'avait pas prévus, qui viennent d'une exécution précédente.

Le RFC détaille également la bonne stratégie à utiliser pour les ports. Il existe un registre des noms et numéros de ports (RFC 6335), et le RFC 7605 explique comment utiliser les ports. Notre RFC conseille notamment de vérifier les ports des paquets reçus, entre autre pour se protéger de certaines attaques, où l'attaquant, qui ne peut pas observer le trafic et doit injecter des paquets aveuglément, ne connait pas les ports utilisés (en tout cas pas les deux). L'application devrait utiliser un port imprévisible, comme le fait TCP (RFC 6056). Pour avoir suffisamment d'entropie pour les répartiteurs de charge, le RFC rappelle qu'en IPv6, on peut utiliser le champ flow label (RFC 6437 et RFC 6438).

Le protocole ICMP fournit une aide utile, que les applications UDP peuvent utiliser (section 5.2). Mais attention, certains messages ICMP peuvent refléter des erreurs temporaires (absence de route, par exemple) et ne devraient pas entraîner de mesures trop drastiques. Autre piège, il est trivial d'envoyer des faux paquets ICMP. Une application doit donc essayer de déterminer, en examinant le contenu du message ICMP, s'il est authentique. Cela nécessite de garder un état des communications en cours, ce que TCP fait automatiquement mais qui, pour UDP, doit être géré par l'application. Enfin, il faut se rappeler que pas mal de middleboxes filtrent stupidement l'ICMP et l'application doit donc être prête à se débrouiller sans ces messages.

Après tous ces conseils, la section 6 est dédiée aux questions de sécurité. Comme TCP ou SCTP, UDP ne fournit en soi aucun mécanisme d'intégrité des données ou de confidentialité. Pire, il ne fournit même pas d'authentification de l'adresse IP source (authentification fournie, avec TCP, par le fait que, pour établir la connexion, il faut recevoir les réponses de l'autre). Cela permet, par exemple, les injections de faux trafic (contre lesquelles il est recommandé d'utiliser des ports source imprévisibles, comme le fait le DNS), ou bien les attaques par amplification.

L'application doit-elle mettre en œvre la sécurité seule ? Le RFC conseille plutôt de s'appuyer sur des protocoles existants comme IPsec (RFC 4301, dont notre RFC note qu'il est très peu déployé) ou DTLS (RFC 6347). En effet, encore plus que les protocoles de gestion de la congestion, ceux en charge de la sécurité sont très complexes et il est facile de se tromper. Il vaut donc mieux s'appuyer sur un système existant plutôt que d'avoir l'hubris et de croire qu'on peut faire mieux que ces protocoles ciselés depuis des années.

Pour authentifier, il existe non seulement IPsec et DTLS mais également d'autres mécanismes dans des cas particuliers. Par exemple, si les deux machines doivent être sur le même lien (un cas assez courant), on peut utiliser GTSM (RFC 3682) pour s'en assurer.

Enfin, notre RFC se termine (section 7) par un tableau qui synthétise les recommandations, indiquant à chaque fois la section du RFC où cette recommandation est développée. Développeu·r·se d'applications utilisant UDP, si tu ne lis qu'une seule section du RFC, cela doit être celle-ci !

Quels changements depuis le RFC précédent, le RFC 5405 ? Le fond des recommandations reste le même, la principale addition est celle de nombreuses recommandations spécifiques au multicast (dont je n'ai pas parlé ici) mais aussi à l'anycast, aux disjoncteurs, et aux tunnels. Il y a également l'introduction d'une différence entre l'Internet public (où il se faut se comporter en bon citoyen) et des réseaux privés et fermés utilisant les mêmes protocoles, mais où on a droit à des pratiques qui seraient jugées anti-sociales sur l'Internet public (comme d'envoyer des paquets sans tenir compte de la congestion). Ce RFC est donc bien plus long que son prédécesseur.


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RFC 8086: GRE-in-UDP Encapsulation

Date de publication du RFC : Mars 2017
Auteur(s) du RFC : L. Yong (Huawei Technologies), E. Crabbe (Oracle), X. Xu (Huawei Technologies), T. Herbert (Facebook)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF tsvwg
Première rédaction de cet article le 9 mars 2017


Le protocole de tunnel GRE, normalisé dans les RFC 2784 et RFC 7676, tourne normalement directement sur IP (numéro de protocole 47, TCP étant 6 et UDP 17). Cela présente quelques inconvénients, notamment la difficulté à passer certaines middleboxes, et ce nouveau RFC propose donc une encapsulation de GRE dans UDP, et non plus directement dans IP. Un des autres avantages de cette encapsulation est que le port source UDP peut être utilisé comme une source d'entropie supplémentaire : sa vérification permet d'améliorer la (faible) sécurité de GRE. GRE sur UDP permet aussi l'utilisation de DTLS si on veut chiffrer (ce que ne fait pas GRE classiquement).

Un autre avantage est que l'encapsulation dans UDP peut améliorer les performances, dans le cas où il y a des répartiteurs de charge ECMP : ils pourront alors faire passer tous les paquets d'un même tunnel GRE par le même chemin, puisqu'ils prennent leurs décisions sur la base du tuple {protocole, adresse IP source, adresse IP destination, port source, port destination}.

Vu du réseau, un tunnel GRE sur UDP sera juste du trafic UDP normal. Attention, toutefois, le trafic UDP sur l'Internet public doit normalement obéir à certaines règles, notamment de contrôle de la congestion (ces règles figurent dans le RFC 8085). Avec TCP, c'est le protocole de transport qui s'en charge, avec UDP, c'est à l'application de le faire. Si on transporte du trafic quelconque, pas spécialement raisonnable, dans un tunnel GRE sur UDP, on viole les règles du RFC 8085. Il faut donc s'assurer que le trafic dans le tunnel a des mécanismes de contrôle de la congestion, ou bien réserver GRE sur UDP à des réseaux fermés, où on prend les risques qu'on veut. (Voir aussi la section 8 de notre RFC.)

Donc, on peut se servir de GRE sur UDP au-dessus d'IPv4 ou d'IPv6 (section 2 du RFC). La somme de contrôle UDP est très recommandée (elle est obligatoire en IPv6). On doit vérifier que le trafic transporté fera attention au contrôle de congestion. Le port source UDP doit être dans la plage des ports éphémères (de 49 152 à 65 535, voir aussi la section 3.2.1). Utiliser un port par flot encapsulé facilite la tâche des équipements comme les répartiteurs de trafic. Mais on peut aussi n'utiliser qu'un seul port pour tout ce qui passe dans le tunnel et, dans ce cas, il faut le choisir de manière imprévisible, pour des raisons de sécurité (RFC 6056). Et en IPv6, merci de penser à utiliser le flow label (RFC 6438).

Le port de destination, lui, est par défaut 4754 pour de l'UDP ordinaire et 4755 pour du DTLS.

Ce protocole GRE sur UDP a eu une histoire longue et compliquée, pris dans des efforts pour fournir des mécanismes génériques d'encapsulation dans UDP (projet GUE), efforts qui n'ont guère débouché (cf. le RFC 7510 pour un autre exemple que GRE).

Voilà, après ces grands principes, le format exact (section 3). Au-dessus de l'en-tête IP (v4 ou v6), on met un en-tête UDP (RFC 768) et un en-tête GRE (RFC 2784).

La section 5 du RFC couvre le cas de DTLS (RFC 6347), qui a l'avantage de donner à GRE les moyens de chiffrer le trafic, sans modifier GRE lui-même.

Évidemment, dans l'Internet réellement existant, le problème, ce sont les middleboxes (section 7 du RFC). C'est d'ailleurs parfois uniquement à cause d'elles qu'il faut utiliser GRE sur UDP et pas GRE tout court, car certaines se permettent de bloquer les protocoles qu'elles ne connaissent pas (typiquement, tout sauf UDP et TCP).

Même en mettant GRE dans UDP, tous les problèmes ne sont pas résolus. Le trafic GRE est unidirectionnel (il y a en fait deux tunnels différents, chacun à sens unique). Il n'y est pas censé avoir des réponses au port source du trafic. Mais certaines middleboxes vont insister pour que ce soit le cas. Une solution possible, pour ces middleboxes pénibles, est de n'utiliser qu'un seul port source.

Il existe des mises en œuvre de ce RFC pour Linux et BSD. Les tests suivants ont été faits sur des machines Linux, noyaux 4.4 et 4.8. ip tunnel ne fournit pas de choix pour « GRE sur UDP ». Il faut passer par le système FOU (Foo-over-UDP, cf. cet article de LWN), qui a l'avantage d'être plus générique :

# modprobe fou      
# lsmod|grep fou
fou                    20480  0
ip_tunnel              28672  1 fou
ip6_udp_tunnel         16384  1 fou
udp_tunnel             16384  1 fou
    

La machine qui va recevoir les paquets doit configurer FOU pour indiquer que les paquets à destination de tel port UDP sont en fait du GRE :

# ip fou add port 4754 ipproto 47

(47 = GRE) La machine émettrice, elle, doit créer une interface GRE encapsulée grâce à FOU :

#  ip link add name tun1 type gre \
          remote $REMOTE local $LOCAL ttl 225 \
          encap fou encap-sport auto encap-dport 4754
# ip link   set tun1 up

Et il faut évidemment configurer une route passant par cette interface tun1, ici pour le préfixe 172.16.0.0/24 :

# ip route add  172.16.0.0/24 dev tun1

Avec cette configuration, lorsque la machine émettrice pingue 172.16.0.1, les paquets arrivent bien sur la machine réceptrice :

    
12:10:40.138768 IP (tos 0x0, ttl 215, id 10633, offset 0, flags [DF], proto UDP (17), length 116)
    172.19.7.106.46517 > 10.17.124.42.4754: [no cksum] UDP, length 88

On peut les examiner plus en détail avec Wireshark :

User Datagram Protocol, Src Port: 1121 (1121), Dst Port: 4754 (4754)
    Source Port: 1121
    Destination Port: 4754
    Length: 96
    Checksum: 0x0000 (none)
        [Good Checksum: False]
        [Bad Checksum: False]
    [Stream index: 0]
Data (88 bytes)

0000  00 00 08 00 45 00 00 54 3e 99 40 00 40 01 ef 6f   ....E..T>.@.@..o
...

Wireshark ne connait apparemment pas le GRE sur UDP. Mais, dans les données, on reconnait bien l'en-tête GRE (les quatre premiers octets où presque tous les bits sont à zéro, le bit C étant nul, les quatre octets suivants optionnels ne sont pas inclus, le 0x800 désigne IPv4, cf. RFC 2784), et on voit un paquet IPv4 ensuite. Pour que ce paquet soit correctement traité par la machine réceptrice, il faut le transmettre à GRE. Comme ce dernier n'a pas de mécanisme permettant de mettre plusieurs tunnels sur une même machine (l'en-tête GRE n'inclut pas d'identificateurs), il faut activer l'unique interface GRE :

# ip link set gre0 up   

On voit bien alors notre ping qui arrive :

# tcpdump -vv -n -i gre0                                         
tcpdump: listening on gre0, link-type LINUX_SLL (Linux cooked), capture size 262144 bytes
14:02:06.922367 IP (tos 0x0, ttl 64, id 47453, offset 0, flags [DF], proto ICMP (1), length 84)
    10.10.86.133 > 172.16.0.1: ICMP echo request, id 13947, seq 17, length 64

Voilà, je vous laisse faire la configuration en sens inverse.

Si vous voulez en savoir plus sur la mise en œuvre de FOU, voyez cet excellent exposé d'un des auteurs, Tom Herbert, cet article du même, et enfin sa vidéo.


Téléchargez le RFC 8086


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RFC 8094: DNS over Datagram Transport Layer Security (DTLS)

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : T. Reddy (Cisco), D. Wing, P. Patil (Cisco)
Expérimental
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF dprive
Première rédaction de cet article le 2 mars 2017


Le DNS fonctionne traditionnellement surtout sur UDP, notamment pour minimiser la latence : quand on veut une réponse DNS, on la veut rapidement. Dans le cadre du projet « DNS et vie privée », le choix avait été fait de chiffrer le trafic DNS avec TLS (RFC 7858), imposant ainsi l'usage de TCP. Certains pensaient quand même qu'UDP était bien adapté au DNS et, puisqu'il existe une version de TLS adaptée à UDP, DTLS, ce serait une bonne idée de l'utiliser pour chiffrer le DNS. C'est ce que décrit ce nouveau RFC (qui ne semble pas avoir un avenir brillant, peu de gens sont intéressés).

De toute façon, il est très possible que le DNS utilise de plus en plus TCP, et le RFC 7766 allait dans ce sens, demandant davantage de la part des mises en œuvre de DNS sur TCP. Mais, bon, il est toujours bon d'essayer des alternatives, d'où ce RFC, dans l'état « Expérimental ». Outre les RFC déjà cités, il est recommandé, avant de le lire, de prendre connaissance du RFC 7626, qui décrit les problèmes de vie privée que pose le DNS, et le RFC 6347, qui normalise DTLS (bien moins connu que son copain TLS, et peu utilisé jusqu'à présent, à part pour WebRTC).

Les motivations pour explorer une alternative au DNS-sur-TLS du RFC 7858 sont :

  • TCP souffre du « head of line blocking » où la perte d'un seul paquet empêche de recevoir tous ceux qui suivent, même s'ils sont bien arrivés, tant que le paquet perdu n'est pas retransmis. DNS-sur-DTLS sera donc peut-être meilleur sur des réseaux qui perdent pas mal de paquets.
  • Dans certaines conditions, l'établissement d'une session est plus rapide avec DTLS qu'avec TLS. (Rappelez-vous toutefois que le RFC 7766 exige des sessions TCP persistentes : pas question d'établir une session par requête DNS !) Reprendre une session TLS peut ne prendre qu'un aller-retour avec DTLS, alors que TLS devra attendre l'établissement de la connexion TCP (le RFC 7413 changera peut-être les choses, mais TLS et DTLS 1.3 obligeront également à réviser ce raisonnement.)

De même qu'un serveur et un client DNS ne peuvent pas se contenter d'UDP (pour pouvoir envoyer des données de grande taille, il faudra de toute façon passer à TCP), DNS-sur-DTLS ne peut pas suffire seul, et il faudra donc que les clients et serveurs aient également DNS-sur-TLS.

La spécification de DNS-sur-DTLS est dans la section 3 de notre RFC. DNS-sur-DTLS va tourner, comme DNS-sur-TLS, sur le port 853 (sauf accord préalable entre client et serveur, s'ils sont adultes et consentants). Un client peut déterminer si le serveur gère DNS-sur-DTLS en envoyant un message DTLS ClientHello vers le port 853. En l'absence de réponse, le client réessaie, puis laisse tomber DTLS. Selon sa configuration (plus ou moins paranoïaque), le client va alors tenter le DNS habituel en clair, ou bien complètement renoncer. En tout cas, interdiction d'utiliser le port 853 pour transmettre des messages DNS en clair. L'utilisation de ce port sur UDP implique DTLS.

Si, par contre, le serveur répond et qu'une session DTLS est établie, le client DNS-sur-DTLS authentifie le serveur avec les mêmes méthodes que pour TLS, en suivant les bonnes pratiques de sécurité de TLS (RFC 7525) et les profils d'authentification de DNS-sur-TLS décrits dans un futur RFC (quasiment terminé, à l'heure où j'écris). Une fois que tout cela est fait, les requêtes et réponses DNS sont protégées et les surveillants sont bien embêtés, ce qui était le but.

DTLS tourne sur UDP et reprend sa sémantique. Notamment, il est parfaitement normal qu'une réponse arrive avant une autre, même partie plus tôt. Le client DNS-sur-DTLS ne doit donc pas s'étonner et, pour faire correspondre les requêtes et les réponses, il doit, comme avec le DNS classique sur UDP, utiliser le Query ID ainsi que la question posée (qui est répétée dans les réponses, dans la section Question).

Pour ne pas écrouler le serveur sous la charge, le client ne devrait créer qu'une seule session DTLS vers chaque serveur auquel il parle, et y faire passer tous les paquets. S'il y a peu de requêtes, et que le client se demande si le serveur est toujours là, il peut utiliser l'extension TLS du « battement de cœur » (RFC 6520), qui peut également servir à rafraichir l'état d'un routeur NAT éventuel. Le RFC recommande aux serveurs DNS-sur-DTLS un délai d'au moins une seconde en cas d'inutilisation de la session, avant de raccrocher. Le problème est délicat : si ce délai est trop long, le serveur va garder des ressources inutiles, s'il est trop court, il obligera à refaire le travail d'établissement de session trop souvent. En tout cas, le client doit être prêt à ce que le serveur ait détruit la session unilatéralement, et doit la réétablir s'il reçoit l'alerte DTLS qui lui indique que sa session n'existe plus.

Un petit mot sur les performances, maintenant, puisque rappelons-nous que le DNS doit aller vite (section 4). L'établissement d'une session DTLS peut nécessiter d'envoyer des certificats, qui sont assez gros et peuvent nécessiter plusieurs paquets. Il peut donc être utile d'utiliser les clés brutes (pas de certificat) du RFC 7250, ou bien l'extension TLS Cached Information Extension (RFC 7924).

Dans le cas d'un lien stub resolver vers résolveur, le serveur DNS parle à beaucoup de clients, chaque client ne parle qu'à très peu de serveurs. L'état décrivant les sessions DTLS doit donc plutôt être gardé chez le client (RFC 5077). Cela permettra de réétablir les sessions DTLS rapidement, sans pour autant garder d'état sur le serveur.

Le DNS est la principale application qui se tape les problèmes de PMTU (Path MTU, la MTU du chemin complet). Les réponses DNS peuvent dépasser les 1 500 octets magiques (la MTU d'Ethernet et, de facto, la PMTU de l'Internet). DTLS ajoute au moins 13 octets à chaque paquet, sans compter l'effet du chiffrement. Il est donc impératif (section 5) que clients et serveurs DNS-sur-DTLS gèrent EDNS (RFC 6891) pour ne pas être limité par l'ancien maximum DNS de 512 octets, et que les serveurs limitent les paquets DTLS à la PMTU (RFC 6347).

Contrairement au DNS classique, où chaque requête est indépendante, toute solution de cryptographie va nécessiter un état, l'ensemble des paramètres cryptographiques de la session. L'anycast, qui est répandu pour le DNS, ne pose donc pas de problème au DNS classique : si le routage change d'avis entre deux requêtes, et que la seconde requête est envoyée à un autre serveur, aucun problème. Avec DTLS, ce n'est plus le cas (section 6 du RFC) : le deuxième serveur n'a pas en mémoire la session cryptographique utilisée. Le serveur qui la reçoit va répondre avec une alerte TLS fatale (la méthode recommandée) ou, pire, ne pas répondre. Dans les deux cas, le client doit détecter le problème et réétablir une session cryptographique. (À noter que l'alerte TLS n'est pas authentifiée et ne peut donc pas être utilisée comme seule indication du problème. C'est d'ailleurs pareil pour d'éventuels messages d'erreur ICMP.) Le cas est donc proche de celui où le serveur ferme la session unilatéralement, et la solution est la même : le client doit toujours être prêt à recommencer l'ouverture de session DTLS.

Un point de sécurité, pour finir (section 9). Le RFC recommande l'utilisation de l'extension TLS « agrafage OCSP » (RFC 6066, section 8), notamment pour éviter la grosse fuite d'information que représente OCSP.

Il n'existe aucune mise en œuvre de DNS-sur-DTLS, et aucune n'est prévue. L'avenir de cette expérimentation est... incertain, à moins qu'un·e courageu·x·se développeu·r·se ne s'y mette ?


Téléchargez le RFC 8094


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RFC 8033: Proportional Integral Controller Enhanced (PIE): A Lightweight Control Scheme to Address the Bufferbloat Problem

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : R. Pan, P. Natarajan, F. Baker (Cisco Systems), G. White (CableLabs)
Expérimental
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF aqm
Première rédaction de cet article le 1 mars 2017


Mais c'est quoi, ce bufferbloat (obésité du tampon ?) et pourquoi est-ce mauvais ? Le bufferbloat désigne la tendance à mettre dans les routeurs des tampons d'entrée/sortie de plus en plus gros. Cette tendance vient de la baisse du prix des mémoires, et d'un désir de pouvoir encaisser les brusques pics de trafic (bursts) qui sont fréquents sur l'Internet. Mais le bufferbloat a une conséquence négative : la latence augmente, puisque le paquet risque de devoir attendre longtemps dans un tampon qui, une fois rempli, aura du mal à se vider. Ce RFC propose donc un mécanisme de gestion des files d'attente, PIE (Proportional Integral controller Enhanced) où le routeur surveille la latence des paquets dans les tampons d'entrée/sortie, et jette des paquets, même si le tampon n'est pas plein, pour limiter la latence. Le paquet perdu dira en effet aux émetteurs de ralentir.

La latence est particulièrement à surveiller dans le cas d'applications fortement interactives comme les jeux en ligne ou la vidéoconférence. On cherche donc à diminuer la latence, pour fournir une meilleure qualité de service aux utilisateurs. PIE a fait l'objet d'analyses théoriques, de simulations, puis de mise en œuvre dans le noyau Linux, et semble aujourd'hui une solution intéressante. PIE est une solution purement locale au routeur, et ne pose donc pas de problèmes d'interopérablité : les autres routeurs avec lesquels on parle n'ont pas besoin de participer.

L'un des problèmes centraux de l'Internet a toujours été la congestion. Les paquets arrivent quand ils veulent, et peuvent dépasser la capacité du réseau. Deux solutions pour un routeur, jeter les paquets (IP est prévu pour cela, il travaille en mode datagramme), et attendre que les couches supérieures comme TCP s'en aperçoivent et ralentissent, ou bien deuxième solution, mettre les paquets dans un tampon, en attendant de pouvoir les envoyer. Ce tampon va permettre de lisser un trafic Internet qui est très irrégulier. En pratique, les deux solutions doivent être déployées : le tampon a une taille finie et, s'il est plein, il faut bien se résigner à jeter des paquets.

Comme la perte de paquets entraine un ralentissement du transfert de données (TCP va automatiquement diminuer le débit), il existe une forte demande pour limiter cette perte. La baisse des prix des mémoires permet de satisfaire cette demande, en augmentant la taille des tampons. (Voir le site Web consacré au « bufferbloat », qui contient notamment une bonne introduction au problème.)

L'effet pervers de cette augmentation de taille est que les protocoles comme TCP, ne voyant pas de perte de paquets, vont continuer à augmenter leur débit, et envoyer plein de paquets jusqu'à ce que, le tampon étant plein, le routeur commence à jeter des paquets, calmant TCP. Mais, à ce moment, il est trop tard, le tampon est plein et risque de rester plein longtemps, l'émetteur continuant à envoyer des paquets, même si c'est à un rythme réduit. Les paquets vont donc patienter dans le tampon, augmentant la latence. Et plus le tampon est grand, plus on aggrave la latence. On est donc passé de Charybde en Scylla : pour éviter les pertes de paquets, qui diminuent le débit, on a augmenté la latence. (On voit d'ailleurs que la notion de performance, dans les réseaux, est une notion compliquée. C'est pour cela que des termes flous et passe-partout comme « vitesse » ne devraient pas être employés.)

Un système de gestion de la file d'attente (AQM) va permettre de mieux contrôler le problème, en essayant de faire en sorte que les pics soudains d'activité puissent passer, tout en limitant la latence pour les transferts de longue durée. Un exemple de mécanisme d'AQM est RED, initialement proposé dans le RFC 2309 il y a dix-huit ans. RED a deux limites, il nécessite un réglage manuel de ses paramètres, et il agit sur la longueur de la file d'attente, pas sur la latence. C'est entre autre pour cela que le RFC 7567 avait demandé à ce que de nouveaux mécanismes d'AQM soient développés.

L'algorithme de ce RFC, PIE, se veut, comme RED, simple et facile à mettre en œuvre. Comme RED, son principal moyen d'action est de jeter, de manière partiellement aléatoire, des paquets avant qu'ils ne soient mis dans la file d'attente. Contrairement à RED, il agit sur la latence, pas sur la longueur de la file d'attente.

Les objectifs de PIE sont décrits dans la section 3 du RFC :

  • Contrôler la latence, le paramètre qui est réellement important pour les applications,
  • Essayer d'utiliser le réseau au mieux de sa capacité (si on jette trop de paquets, TCP va tellement ralentir que, certes, les tampons seront vides et la latence excellente, mais le réseau ne sera plus utilisé à fond),
  • Simple à programmer et déployer (pas de réglage manuel des paramètres).

La section 4 du RFC décrit PIE, et c'est la section à lire si vous voulez mettre en œuvre PIE dans un routeur, ou simplement le comprendre complètement. L'algorithme effectue trois tâches :

  • Jeter des paquets aléatoirement, avec une certaine probabilité, lors de l'arrivée dans la file d'attente,
  • Mettre à jour automatiquement en permanence cette probabilité,
  • Calculer la latence (puisque c'est elle qu'on veut minimiser).

La description complète originale figure dans l'article de Pan, R., Natarajan, P. Piglione, C., Prabhu, M.S., Subramanian, V., Baker, F. Steeg et B. V., « PIE: A Lightweight Control Scheme to Address the Bufferbloat Problem » en 2013. Cet algorithme suit les principes de stabilité de théorie du contrôle.

Dans cette section 4, notre RFC présente l'algorithme PIE sous forme de texte et de pseudo-code. La première tâche (section 4.1), jeter les paquets entrants selon une certaine probabilité (PIE->drop_prob_) va s'exprimer :


      //Safeguard PIE to be work conserving
      if ( (PIE->qdelay_old_ < QDELAY_REF/2 && PIE->drop_prob_ < 0.2)  
   	  || (queue_.byte_length() <= 2 * MEAN_PKTSIZE) ) {  
           return ENQUE;
      else 
          randomly drop the packet with a probability PIE->drop_prob_. 

    

La première branche du if est là pour éviter du travail inutile : si la probabilité de jeter un paquet est faible, ou bien si la file d'attente est loin d'être pleine (moins de deux paquets en attente), ou bien si la latence est bien plus faible que la latence visée, dans ces cas, on le jette rien. C'est le fonctionnement idéal du routeur, lorsque la congestion n'est qu'une menace lointaine.

La deuxième tâche, calculer automatiquement la probabilité de jeter un paquet, est plus délicate (section 4.2). Il faut connaitre la latence mais aussi la tendance (est-ce que la latence tend à diminuer ou bien à augmenter). C'est ce qu'on nomme le contrôleur Proportional Integral qui a donné son nom à l'algorithme PIE. La formule de base (voir le pseudo-code complet dans le RFC, notamment dans l'annexe A) est que la probabilité est la latence (current_qdelay) multipliée par un coefficient (alpha), augmentée de la différence entre la latence actuelle et la latence précédente (et, donc, si la latence diminue, la probabilité sera diminuée) :


p = alpha*(current_qdelay-QDELAY_REF) + 
            beta*(current_qdelay-PIE->qdelay_old_);

Et la troisième tâche, le calcul de la latence, est fait en suivant la loi de Little (section 4.3) :


current_qdelay = queue_.byte_length()/dequeue_rate; 

Cette formule est une estimation de la latence. On peut aussi la mesurer directement (mais cela fait plus de travail pour le routeur), par exemple en ajoutant une estampille temporelle aux paquets entrants et en la lisant à la sortie.

Ce pseudo-code n'est encore qu'une approximation du vrai algorithme. L'un des gros problèmes de tout système de gestion de la file d'attente est que le trafic Internet est sujet à de brusques pics où un grand nombre de paquets arrive en peu de temps. Cela va remplir la file et augmenter la latence, mais cela ne veut pas dire qu'il faille subitement augmenter la probabilité d'abandon de paquets (section 4.4). Donc, la première tâche, jeter certains paquets, devient :


      if PIE->burst_allowance_ > 0 enqueue packet;
      else randomly drop a packet with a probability PIE->drop_prob_.

      if (PIE->drop_prob_ == 0 and current_qdelay < QDELAY_REF/2 and PIE->qdelay_old_ < QDELAY_REF/2)
          PIE->burst_allowance_ = MAX_BURST;

    

Et dans la seconde, le calcul de la probabilité d'abandon de paquets, on ajoute :


PIE->burst_allowance_ = max(0,PIE->burst_allowance_ - T_UPDATE);

Cette fois, on a un PIE complet. Mais on peut, optionnellement, y ajouter certains éléments (section 5 du RFC). Le plus évident est, au lieu de jeter le paquet, ce qui fait qu'il aura été émis et transmis par les routeurs amont pour rien, de marquer les paquets avec ECN (RFC 3168). La première tâche regarde donc si le flot de données gère ECN et utilise cette possibilité dans ce cas, au lieu de jeter aveuglément :


        if PIE->drop_prob_ < mark_ecnth && ecn_capable_packet:
            mark packet;
        else:
            drop packet;

Le trafic réseau varie beaucoup dans le temps. La plupart du temps, si le réseau est bien dimensionné, il n'y a pas de problème et il serait dommage que PIE jette au hasard des paquets quand on n'est dans cette phase heureuse. Un autre ajout utile à PIE est donc une désctivation automatique quand la file d'attente est peu remplie. Un des avantages de couper complètement PIE (par rapport à simplement décider de ne pas jeter les paquets) est de gagner du temps dans le traitement des paquets.

Pour réactiver PIE quand la congestion commence, c'est un peu plus compliqué. Si PIE est coupé, il n'y a plus de calcul de la latence, et on ne peut donc pas utiliser une augmentation de la latence pour décider de remettre PIE en marche. Le RFC suggère de remettre PIE en route dès qu'on passe au-dessus d'un tiers d'occupation de la file d'attente.

Autre question délicate, les problèmes que crée le hasard. Par défaut, PIE prend ses décisions en jetant les dés. Si la latence est importante, indiquant qu'on approche de la congestion, PIE jette des paquets au hasard. Mais le hasard n'est pas prévisible (évidemment). Et il ne mène pas à une répartition uniforme des pertes de paquets. Il se peut qu'aucun paquet ne soit jeté pendant longtemps, ce qui fait que le routeur ne réagira pas à l'augmentation de la latence. Mais il se peut aussi qu'un massacre de paquets se produise à certains moments. L'utilisation du hasard mène forcément à des « séries noires » (ou à des « séries blanches »). Notre RFC propose donc un mécanisme (optionnel) de « dé-hasardisation », où un nouveau paramètre augmente avec la probabilité d'abandon de paquet, et est remis à zéro lorsqu'on jette un paquet. La décision de laisser tomber un paquet n'est prise que lorsque ce paramètre est entre deux valeurs pré-définies.

La section 6 du RFC se penche sur les problèmes concrets de mise en œuvre (programmeurs, on pense à vous). PIE peut être mis en œuvre en logiciel ou bien en matériel (sur beaucoup de routeurs, la mise en file d'attente est typiquement « plus logicielle » que le retrait de la file). PIE est simple, et peut être programmé de manière très économique (ou plus coûteuse si on met une estampille temporelle à chaque paquet, ce qui permet de mieux mesurer la latence, mais nécessite davantage de mémoire).

La deuxième tâche de PIE, recalculer la probabilité d'abandon, se fait typiquement en parallèle avec le traitement de la file d'attente. Vu le rythme d'entrée et de sortie des paquets dans un routeur moderne, ce sont des milliers de paquets qui sont passés entre deux recalculs. Le routeur ne pourra donc pas réagir instantanément.

Comme tous les bons algorithmes, PIE est évidemment plombé par un brevet, en l'occurrence deux brevets de Cisco. Cette entreprise a promis une licence gratuite et sans obligations (mais avec la classique clause de représailles, annulant cette licence si quelqu'un essaie d'utiliser ses brevets contre Cisco).

Aujourd'hui, Linux, FreeBSD (voir la page Web du projet) et d'autres mettent en œuvre PIE.


Téléchargez le RFC 8033


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RFC 8098: Message Disposition Notification

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : T. Hansen (AT&T Laboratories), A. Melnikov (Isode)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF appsawg
Première rédaction de cet article le 1 mars 2017


Une demande fréquente des utilisateurs du courrier électronique est d'avoir un mécanisme permettant de savoir si et quand le message a été lu par le destinataire. Comme toutes les demandes des utilisateurs, il ne faut pas forcément la satisfaire sans réfléchir (elle pose des gros problèmes de vie privée et, en outre, elle ne garantit pas que le message a été traité, juste que le logiciel l'a affiché). Ce n'est pas par hasard que cette fonction « accusé de réception » était souvent présente (et mise en avant par les vendeurs) pour les systèmes de messagerie conçus pour des environnements très bureaucratiques (le RFC cite l'antédiluvien X.400). Mais, bon, si les gens y tiennent, cette possibilité existe dans la norme : ce nouveau RFC spécifie un mécanisme permettant de signaler qu'on souhaite un tel accusé de réception, ainsi qu'un format structuré (lisible par un programme comme le MUA) pour les accusés de réception qui seront (peut-être) envoyés. Ces accusés de réception sont appelés MDN pour Message Disposition Notification. Ce RFC remplace son prédécesseur, le RFC 3798.

Donc, résumé général du fonctionnement de ce système : l'émetteur d'un message qui veut un accusé de réception met un en-tête Disposition-Notification-To: dans son message. Le récepteur, s'il le désire, répondra à cette demande lors de la lecture du message, en envoyant un message de type MIME message/disposition-notification (a priori situé à l'intérieur d'un rapport plus général, de type multipart/report, cf. RFC 6522). Tout ceci est sous un format structuré, donc peut être traité par un programme, typiquement le MUA. Voilà, vous connaissez l'essentiel de ce RFC. Place aux détails.

À quoi servent les MDN (Message Disposition Notification, un concept plus large que celui d'accusé de réception) ? Voici le cahier des charges proposé par notre RFC :

  • Indiquer ce qu'il est advenu du message après la réception physique (lu, imprimé, détruit),
  • Permettre d'associer un message à son devenir (le MDN contient les informations permettant la jointure avec les messages envoyés),
  • Transmettre de l'information sur le devenir des messages entre systèmes de messagerie différents (un cas devenu rare aujourd'hui, mais qui était plus crucial lors de la sortie du premier RFC sur cette technique, en 1998, cf. la section 8 pour ces passerelles),
  • Donner de l'information aux programmes, pas seulement aux humains (pas uniquement du texte non formaté, donc),
  • Être indépendant de la langue naturelle utilisée par les humains,
  • Être extensible, car on ne sait jamais.

Première partie de la norme, la demande d'un MDN (section 2). L'émetteur le fait en ajoutant dans son message un en-tête Disposition-Notification-To: indiquant les adresses auxquelles envoyer le MDN. Par exemple :

Disposition-Notification-To: stephane+mdn@bortzmeyer.org
    

Le risque d'utilisation de ce truc pour bombarder de message un tiers innocent est évident. C'est pour cela que le RFC recommande d'ignorer cet en-tête si l'adresse indiquée ne coïncide pas avec celle stockée dans l'en-tête Return-Path: (voir section 6.4). Dans tous les cas, rappelez-vous bien que le logiciel à la réception est libre de faire ce qu'il veut. Il peut estimer que ces MDN ne servent à rien et ignorer les Disposition-Notification-To:, il peut demander une autorisation à l'utilisateur il peut envoyer le MDN de manière totalement automatique (après les vérifications de vraisemblance comme celle du Return-Path:), etc.

Deuxième partie de la norme, le format du MDN lui-même (section 3 du RFC). La réponse est dans un message de type multipart/report (type défini dans le RFC 6522), avec le type de rapport (paramètre report-type) disposition-notification. Le MDN lui-même a deux ou trois parties : une première partie est du texte libre, lisible par un humain, une deuxième est structurée, et de type MIME message/disposition-notification, la troisième partie est optionnelle et est le message auquel on « répond ».

La deuxième partie du MDN est la plus intéressante. Son corps est composé de plusieurs champs nom: valeur, dont deux sont obligatoires, Final-Recipient: et Disposition: qui indique ce qui est arrivé au message. Parmi les autres champs, notez le Reporting-UA:, indiquant le logiciel qui a répondu, et dont le RFC recommande qu'il ne soit pas trop détaillé, car il donne des informations qui peuvent être utiles à un éventuel attaquant. Comme Reporting-UA:, le champ Original-Message-ID: n'est pas obligatoire mais il est très utile : c'est lui qui permet à l'émetteur du message original de faire la jointure entre ce qu'il a envoyé et le MDN reçu. (Il n'est pas obligatoire car le message original n'a pas forcément un Message-ID:. Mais, s'il en a un, il faut inclure Original-Message-ID: dans le MDN.)

Le champ le plus important est sans doute Disposition:. Il indique ce qui est arrivé au message original (disposition type) : a-t-il été affiché à un utilisateur (displayed, ce qui ne garantit pas du tout qu'il soit arrivé au cerveau de l'utilisateur), traité sans être montré à un utilisateur (processed), effacé (deleted) ? Ce champ Disposition: indique aussi (disposition mode) si le sort du message a été décidé par un être humain ou bien automatiquement (par exemple par Sieve), et si le MDN a été généré suite à une autorisation explicite ou bien automatiquement. Notez bien (et c'est la principale raison pour laquelle les accusés de réception sont une fausse bonne idée) que la seule façon d'être sûr que le message aura été traité par son destinataire, est de recevoir une réponse explicite et manuelle de sa part.

Enfin, le champ Error: sert à transporter des messages... d'erreur.

Voici un exemple complet de MDN, tiré de la section 9 :


Date: Wed, 20 Sep 1995 00:19:00 (EDT) -0400
From: Joe Recipient <Joe_Recipient@example.com>
Message-Id: <199509200019.12345@example.com>
Subject: Re: First draft of report
To: Jane Sender <Jane_Sender@example.org>
MIME-Version: 1.0
Content-Type: multipart/report; report-type=disposition-notification;
      boundary="RAA14128.773615765/example.com"

--RAA14128.773615765/example.com
Content-type: text/plain

The message sent on 1995 Sep 19 at 13:30:00 (EDT) -0400 to Joe
Recipient <Joe_Recipient@example.com> with subject "First draft of
report" has been displayed.

This is no guarantee that the message has been read or understood.

--RAA14128.773615765/example.com
Content-type: message/disposition-notification

Reporting-UA: joes-pc.cs.example.com; Foomail 97.1
Original-Recipient: rfc822;Joe_Recipient@example.com
Final-Recipient: rfc822;Joe_Recipient@example.com
Original-Message-ID: <199509192301.23456@example.org>
Disposition: manual-action/MDN-sent-manually; displayed

--RAA14128.773615765/example.com
Content-type: message/rfc822

[original message optionally goes here]

--RAA14128.773615765/example.com--
      
    

Notez la première partie, en langue naturelle (ici en anglais), la seconde, avec les informations structurées (ici, le destinataire a affiché le message - manual-action ... displayed - puis autorisé/déclenché manuellement l'envoi du MDN - MDN-sent-manually), et la présence de la troisième partie, qui est optionnelle.

Un peu de sécurité pour finir le RFC. D'abord, évidemment, il ne faut pas accorder trop d'importance aux MDN. Ils peuvent être fabriqués de toutes pièces, comme n'importe quel message sur l'Internet. Ensuite, il faut faire attention à la vie privée des utilisateurs. Le destinataire n'a pas forcément envie qu'on sache si et quand il a lu un message ! Le destinataire, ou son logiciel, ont donc parfaitement le droit de refuser d'envoyer un MDN (ce qui diminue encore l'intérêt de cette technique, qui était déjà très faible). Même des informations inoffensives à première vue, comme le contenu du champ Disposition: peuvent être considérées comme sensibles. Si on configure Sieve pour rejeter (RFC 5429) automatiquement tous les messages d'une certaine personne, on n'a pas forcément envie qu'elle le sache. Le RFC précise donc qu'on peut envoyer manual-action/MDN-sent-manually dans ce cas, pour cacher le fait que c'était automatique.

Quels sont les changements depuis le précédent RFC, le RFC 3798 ? Ils sont résumés dans l'annexe A. Tout ce qui touche à la vie privée a été sérieusement renforcé (les MDN sont très indiscrets). Les champs commençant par un X- ont été supprimés de la spécification, suivant le RFC 6648. La grammaire a été corrigée (plusieurs bogues et ambiguïtés).

En pratique, les MDN ne semblent guère utilisés dans l'Internet et ont peu de chance de marcher. Je note par exemple qu'aussi bien le MUA Unix mutt que le service Gmail semblent les ignorer complètement. Mais d'autres logiciels ont cette fonction.


Téléchargez le RFC 8098


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RFC 8081: The "font" Top-Level Media Type

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : C. Lilley (W3C)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF justfont
Première rédaction de cet article le 1 mars 2017


Les types de contenu, servant à indiquer le type des données envoyées (par le Web, par le courrier, etc) sont composés de deux parties, un type de premier niveau (top level type, ou type proprement dit, c'est la catégorie des données) et un sous-type (il indique le format des données). Type et sous-type sont séparés par une barre oblique. Par exemple, image/png est un type MIME identifiant une image au format PNG. Des nouveaux sous-types sont enregistrés très souvent, c'est un événement banal. Mais des nouveaux types de premier niveau sont bien plus rares. Ce RFC en décrit un, le type font/, qui sert à identifier les formats pour des polices de caractères. Ainsi, on pourra envoyer un fichier de polices au format TTF en l'étiquetant font/ttf. (Notre RFC procède également à l'enregistrement de plusieurs sous-types pour des formats de polices particuliers.)

Une police de caractères, c'est une description de comment représenter visuellement un ensemble de caractères, description qu'un programme peut lire et comprendre. Il existe bien des façons de faire cette représentation. Les premiers formats de polices numériques étaient matriciels mais on est depuis passés à des formats vectoriels, qui permettent des changements de taille à volonté. Ces descriptions de caractères peuvent être distribuées via l'Internet et la question se pose alors du type de média à utiliser. En pratique, cela a souvent été application, un type un peu fourre-tout. On trouve ainsi enregistré, par exemple, un application/font-woff. Le RFC 6838, sur l'enregistrement des types et sous-types de contenus, permet (dans sa section 4.2.7, qui ajoute « Such cases are expected to be quite rare ») l'enregistrement d'un nouveau type de premier niveau. C'est ainsi que ce RFC 8081 crée font/.

Le besoin provient entre autres de l'usage de plus en plus important des Web fonts. C'est ansi qu'HTTP Archive a vu passer le pourcentage de sites Web utilisant cette technique de 1 % en 2010 à 50 % en 2015. L'analyse de Kuetell montrait une certaine confusion chez les utilisateurs quant au type MIME à utiliser pour ces polices. Certains utilisaient le type de premier niveau font/ avant même son enregistrement officiel et on voyait donc déjà des font/truetype pour le format TrueType. D'autres se servaient d'application/ pour des application/octet-stream (fichier binaire quelconque) ou des application/x-font-ttf (utilisant le préfixe x-, pourtant abandonné par le RFC 6648). On voit même des text/plain pour des ressources pourtant clairement binaires... Les rares types officiellement enregistrés, comme application/font-woff, enregistré par un groupe du W3C, sont peu utilisés.

Au fait, pourquoi est-ce qu'application/ est une mauvaise idée ? Une des principales raisons est qu'il est regardé avec suspicion par les logiciels de filtrage, qui se méfient de la capacité de ces fichiers à transporter du logiciel malveillant. (Certains formats de police incluent un langage de Turing, et peuvent donc offrir des possibilités insoupçonnées…) Ensuite, en l'absence d'un type de premier niveau, il n'était pas possible de définir un jeu commun de paramètres précisant le type. Enfin, les polices de caractères ne sont pas des logiciels et posent des problèmes spécifiques, notamment de licence. Bref, il fallait un type pour les formats de polices.

Ah, et puisque j'ai parlé de sécurité, la section 3 du RFC fait le point sur les problèmes que peuvent poser les polices de ce côté. Un fichier décrivant une police contient des données, mais aussi des programmes (hinting instructions) pour les opérations de rendu les plus sophistiquées. Par exemple, quand on agrandit un caractère, il ne faut pas agrandir uniformément selon toutes les dimensions ; ou bien certaines caractéristiques d'un caractère dépendent des caractères qui l'entourent. Bref, le rendu est une chose trop compliquée pour être spécifié sans un langage de programmation. C'est par exemple ce qu'on trouve dans les polices TrueType (cf. l'article de Wikipédia). Bien sûr l'exécution de ces « programmes » se fait en général dans un bac à sable, et ils n'ont pas accès à l'extérieur, mais certaines attaques restent possibles, par exemple des attaques par déni de service visant à bloquer le moteur de rendu. Les langages utilisés sont en général trop riches pour que des protections simples suffisent.

Et même si on se limite aux données, la plupart des formats (comme SFNT) sont extensibles et permettent l'ajout de nouvelles structures de données. Cette extensibilité est une bonne chose mais elle présente également des risques (par exemple, elle facilite la dissimulation de données dans les fichiers de polices).

Bon, je vous ai assez fait peur avec les risques de sécurité, place à l'enregistrement de font/ à l'IANA (section 4 du RFC). font/ n'indique pas un format particulier, mais une catégorie de contenu. Le format sera indiqué dans le sous-type et c'est là seulement que le logiciel qui reçoit ce contenu saura s'il peut en faire quelque chose d'utile. (Le RFC suggère que les sous-types inconnus devraient être traités comme du binaire quelconque, comme s'ils étaient application/octet-stream.) Six sous-types sont enregistrés par notre RFC.

On peut utiliser un identificateur de fragment (RFC 3986, section 3.5, cet identificateur est le truc après le croisillon dans un URI), pour désigner une police particulière au sein d'une collection présente dans les données envoyées. L'identificateur est le nom PostScript. Attention, certains caractères peuvent être utilisés dans un nom PostScript mais interdits pour un identificateur de fragment, et doivent donc être échappés avec la notation pour-cent. Par exemple, l'identificateur de la police Caret^stick sera #Caret%5Estick.

Le RFC enregistre plusieurs sous-types. Si on veut en ajouter au registre des polices, il faut suivre les procédures du RFC 6838. Il est recommandé que la spécification du format soit librement accessible (ce qui n'est pas évident dans ce milieu).

Le RFC se termine avec les six sous-types de font/ officiellement enregistrés. D'abord, sfnt pour le format générique SFNT. Il prend des paramètres optionnels, outlines (qui prend comme valeur TTF, CFF ou SVG) et layout (valeurs OTL, AAT et SIL). On pourra donc écrire, par exemple, font/sfnt; layout=SIL. Ce font/sfnt remplace l'ancien type enregistré, application/font-sfnt. Notez que la spécification de ce format est la norme ISO ISO/IEC 14496-22, dite « Open Font Format ».

SFNT est un format générique, qui sera sans doute rarement utilisé tel quel. On verra plutôt ttf ou otf.

Un exemple d'un format spécifique est en effet TrueType. Ce sera le sous-type ttf. Il aura également un paramètre optionnel layout (mêmes valeurs possibles). On pourra donc voir dans une réponse HTTP Content-Type: font/ttf.

Troisième sous-type enregistré, otf pour OpenType.

On trouve aussi un sous-type collection pour mettre plusieurs polices ensemble.

Viennent enfin WOFF versions 1 (woff) et 2 (woff2). Il s'agit cette fois d'une norme W3C. Ce nouveau type font/woff remplace l'ancien application/font-woff.

Voilà, c'est tout, le nouveau type de premier niveau font est désormais inclus dans le registre IANA des types de premier niveau, et les polices enregistrées sont dans cet autre registre IANA.


Téléchargez le RFC 8081


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Les conséquences techniques de l'interception HTTPS en entreprise

Première rédaction de cet article le 28 février 2017


Le 28 février 2017, à la conférence NDSS 17 à San Diego, Zakir Durumeric a présenté les conclusions de la recherche faite avec Zane Ma, Drew Springall, Richard Barnes, Nick Sullivan, Elie Bursztein, Michael Bailey, J. Alex Halderman et Vern Paxson, « The Security Impact of HTTPS Interception ». Ils montraient que la pratique, très répandue en entreprise, de l'interception (en fait, le détournement) des sessions HTTPS des utilisateurs, outre son côté immoral, a de graves conséquences pour la sécurité.

De quoi s'agit-il ? Normalement, la session HTTPS est protégée de bout en bout. Le client se connecte au serveur et le protocole TLS se fait directement entre client et serveur. Les intermédiaires (par exemple les routeurs) ne voient qu'un flux chiffré qu'ils ne peuvent pas comprendre (confidentialité via le chiffrement), ni modifier (intégrité). Dans un certain nombre d'entreprises et d'organisations, par exemple étatiques, la direction souhaite au contraire pouvoir examiner le trafic des employés, par exemple pour savoir qui écrit au Canard Enchaîné. La technique pour cela consiste à intercepter le trafic HTTPS, le déchiffrer, et le rechiffrer avec le serveur. Lorsqu'il sera en clair, dans l'équipement de surveillance, on pourra l'examiner.

Mais, attendez, dit la lectrice qui connait TLS (RFC 5246) : ça ne peut pas marcher. La session n'est pas juste chiffrée, elle est authentifiée. Le serveur doit présenter un certificat, et il chiffre avec la clé contenue dans ce certificat. L'équipement d'interception ne peut pas montrer un certificat qui convienne.

Le truc réside dans une énorme faille du système X.509 : n'importe quelle autorité de certification peut produire un certificat pour n'importe quel nom de domaine, même si le titulaire de ce nom a choisi une autre AC. Il suffit donc d'avoir une AC à sa disposition dans le magasin de certificat de la machine. C'est ainsi par exemple que le ministère des finances avait fait un vrai/faux certificat pour gmail.com...

Je ne parlerai pas ici des aspects moraux, politiques ou juridiques de la surveillance via interception HTTPS. L'article des chercheurs qui a fait l'objet de l'exposé d'aujourd'hui se focalisait sur les problèmes techniques. Ils ont étudié cette interception des deux côtés : en observant le trafic chez certains serveurs Web, et en étudiant certaines des boîtes noires qui font cette interception. Côté serveur, pour voir si le trafic est intercepté, ils regardaient surtout s'il y avait une différence entre le User-Agent: HTTP (RFC 7231, section 5.5.3) annoncé et les paramètres TLS. Si un navigateur se présente comme étant Firefox mais annonce l'extension « battement de cœur » du RFC 6520, on est sûr qu'il s'agit d'une interception : Firefox n'a jamais mis en œuvre cette extension. Des tas d'autres heuristiques peuvent être utilisées, comme l'ordre des extensions TLS dans le ClientHello du client.

Leur étude montre que plus de 10 % des sessions HTTPS vers Cloudflare (6 % pour des sites divers de commerce en ligne) sont interceptées, ce qui est assez inquiétant.

Mais il y a bien pire : le système d'interception, on l'a vu, termine la session TLS et en commence une autre avec le serveur. Ce faisant, la totalité des systèmes testés font d'énormes erreurs TLS : ils annoncent des algorithmes de chiffrement abandonnés (RC4, cf. RFC 7465), ou qui n'auraient jamais dû être utilisées (les algorithmes « exportation », délibérement affaiblis), acceptent des certificats expirés, et, parfois, ils ne valident même pas le certificat du serveur ! Ils sont en outre vulnérables à plusieurs attaques TLS connues. Cela est dû au fait que ces boîtes noires utilisent des versions anciennes de bibliothèques TLS, et qu'elles ne les configurent pas proprement. (Ce problème avait déjà été démontré avec les anti-virus.)

Rien d'étonnant à cela : ces boîtes noires sont achetées par des gens qui n'y connaissent rien, qui n'évaluent pas le logiciel, et pour qui la sécurité est un produit qu'on achète. (Je viens de lire un guide « L'essentiel de la sécurité numérique pour les dirigeants » qui recommande de dépenser « de 3 % à 10 % du budget informatique [pour la] cybersécurité », comme si la sécurité dépendait de l'argent dépensé !)

Autre point à noter : ces boîtes noires de surveillance sont toutes en logiciel privateur (et sont donc populaires auprès de dirigeants qui se disent « le logiciel libre, ce n'est pas professionnel et enterprise-grade ») mais utilisent très souvent du logiciel libre en dessous (sans prendre la peine d'utiliser des versions récentes).

Donc, employés, la prochaine fois que vous entendez dire qu'on a déployé l'interception HTTPS pour votre bien, « pour des raisons de sécurité », méfiez-vous : cette pratique diminue la sécurité.

Dans la série des bonnes lectures, notez que l'ANSSI a un guide sur l'interception HTTPS. Notez que le US-CERT a également sonné l'alarme contre ces interceptions HTTPS. La recherche présentée à NDSS portait sur le côté client des boîtiers intercepteurs mais leur côté serveur est tout aussi bogué comme le montre l'exemple BlueCoat.


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RFC 8065: Privacy Considerations for IPv6 Adaptation-Layer Mechanisms

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : D. Thaler (Microsoft)
Pour information
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF 6lo
Première rédaction de cet article le 24 février 2017


Entre la couche 3 (du modèle en couches) et la couche 2 (par exemple Ethernet) se trouve une adaptation, qui définit comment on va mettre les paquets IPv6 sur la couche sous-jacente. Certaines de ces adaptations posent des problèmes de protection de la vie privée. Ce RFC résume les problèmes existants. Chaque adaptation devra ensuite travailler à s'améliorer sur ce plan (le RFC donne des idées). L'idée est d'améliorer les normes actuelles et futures, pour mieux prendre en compte ce problème de vie privée.

Ce problème de la vie privée pour IPv6 a déjà été beaucoup discuté, notamment en raison d'un choix initial de privilégier une adaptation à Ethernet qui gardait une partie de l'adresse IPv6 constante, même quand la machine changeait de réseau. Ce problème est résolu depuis longtemps (RFC 4941) mais d'autres peuvent demeurer, surtout si la couche 2 a des contraintes qui empêchent de déployer certaines protections de la vie privée.

Les documents de référence à lire d'abord sont le RFC général sur la vie privée, RFC 6973 (sa section 5.2 est particulièrement utile ici), et, plus spécifique à IPv6, le RFC 7721. Le risque qui concerne l'adaptation est lié au mécanisme de génération des IID (identificateurs d'interface, cf. RFC 4291), puisque cet IID fait partie de l'adresse IPv6 (typiquement les 64 derniers bits) et va donc être potentiellement visible publiquement. Si l'IID est trop prévisible ou trop stable, il permettra notamment :

  • De corréler des activités du même utilisateur au cours du temps,
  • De suivre l'utilisateur à la trace s'il se déplace en gardant le même IID,
  • De balayer plus facilement un réseau à la recherche de machines à attaquer (alors que, normalement, la taille élevée de l'espace d'adressage IPv6 rend ces balayages lents et pénibles).

Un concept important est celui d'entropie, c'est-à-dire du nombre de bits dans l'IID qui sont réellement imprévisibles. Idéalement, l'entropie devrait être de 64 bits (le préfixe IPv6 ayant typiquement une longueur de 64 bits pour un réseau, cf. RFC 7421).

Voilà pourquoi le RFC 8064 déconseille de créer un IID à partir d'une adresse « couche 2 » fixe, comme l'est souvent l'adresse MAC. Il recommande au contraire la technique du RFC 7217 si on veut des adresses stables tant qu'on ne se déplace pas, et celle du RFC 4941 si on veut être vraiment difficile à tracer (au prix d'une administration réseaux plus difficile). Le RFC sur la sélection des adresses source, RFC 6724 privilégie déjà par défaut les adresses temporaires du RFC 4941.

Revenons maintenant à cette histoire d'entropie (section 2 du RFC). Combien de bits sont-ils nécessaires ? Prenons le cas le plus difficile, celui d'un balayage du réseau local, avec des paquets ICMP Echo Request ou bien avec des TCP SYN. L'entropie minimum est celle qui minimise les chances d'un attaquant de trouver une adresse qui réponde. Quel temps faudra-t-il pour avoir une chance sur deux de trouver une adresse ? (Notez que la capacité de l'attaquant à trouver des machines dépend aussi du fait qu'elles répondent ou pas. Si une machine ne répond pas aux ICMP Echo Request, et n'envoie pas de RST aux paquets TCP SYN, la tâche de l'attaquant sera plus compliquée. Cf. RFC 7288, notamment sa section 5. Même si la machine répond, un limiteur de trafic peut rendre la tâche de l'attaquant pénible. Avec la valeur par défaut d'IOS de deux réponses ICMP par seconde, il faut une année pour balayer un espace de seulement 26 bits.)

Les formules mathématiques détaillées sont dans cette section 2 du RFC. L'entropie nécessaire dépend de la taille de l'espace d'adressage mais aussi de la durée de vie du réseau. Avec 2^16 machines sur le réseau (c'est un grand réseau !) et un réseau qui fonctionne pendant 8 ans, il faudra 46 bits d'entropie pour que l'attaquant n'ait qu'une chance sur deux de trouver une machine qui réponde (avec la même limite de 2 requêtes par seconde ; sinon, il faudra davantage d'entropie).

Et combien de bits d'entropie a-t-on avec les techniques actuelles ? La section 3 donne quelques exemples : seulement 48 bits en Bluetooth (RFC 7668), 8 (oui, uniquement 256 adresses possibles, mais c'est nécessaire pour permettre la compression des en-têtes) en G.9959 (RFC 7428) et le pire, 5 bits pour NFC (RFC pas encore paru).

Ces adaptations d'IPv6 à diverses couches 2 utilisent comme identificants d'interface des adresses IEEE (comme les adresses MAC) ou bien des « adresses courtes ». Commençons par les adresses reposant sur des adresses IEEE. Dans certains cas, la carte ou la puce qui gère le réseau dispose d'une adresse EUI-48 ou EUI-64 (comme l'adresse MAC des cartes Ethernet). On peut facilement construire une adresse IPv6 avec ces adresses, en concaténant le préfixe avec cette adresse IEEE utilisée comme identificateur d'interface (IID). L'entropie dépend du caractère imprévisible de l'adresse IEEE. L'IEEE a d'ailleurs des mécanismes (pas forcément déployés dans le vrai monde) pour rendre ces adresses imprévisibles. Même dans ce cas, la corrélation temporelle reste possible, sauf si on change les adresses de temps en temps (par exemple avec macchanger).

Un argument souvent donné en faveur des adresses MAC est leur unicité, qui garantit que les adresses IPv6 seront « automatiquement » distinctes, rendant ainsi inutile la détection d'adresses dupliquées (DAD, RFC 4862, section 5.4, et RFC 4429, annexe A). Sauf que ce n'est pas vrai, les adresses MAC ne sont pas forcément uniques, en pratique et les identificateurs d'interface aléatoires sont donc préférables, pour éviter les collisions d'adresses.

En dehors des adresses allouées par un mécanismes de l'IEEE, il y a les « adresses courtes » (16 bits, utilisées par IEEE 802.15.4, cf. RFC 4944), allouées localement, et uniques seulement à l'intérieur du réseau local. Vu leur taille, elles n'offrent évidemment pas assez d'entropie. Il faut donc les étendre avant de s'en servir comme identificateur d'interface. Le RFC cite par exemple un condensat de la concaténation de l'adresse courte avec un secret partagé par toutes les machines du réseau.

On peut aussi utiliser dans le condensat le numéro de version spécifié dans la section 4.3 du RFC 6775. Ainsi, un changement de numéro de version permettra une rénumérotation automatique.

Bien, après cette analyse, les recommandations (section 4) :

  • La section Sécurité (Security Considerations) des RFC qui normalisent une adaptation à une couche 2 donnée devrait dire clairement comment on limite le balayage. Cela nécessite de préciser clairement la durée de vie des adresses, et le nombre de bits d'entropie.
  • Il faut évidemment essayer de maximiser cette entropie. Avoir des identificateurs d'adresses aléatoires est une bonne façon de le faire.
  • En tout cas, pas question de juste utiliser une adresse courte et stable avec quelques bits supplémentaires de valeur fixe et bien connue.
  • Les adresses ne devraient pas être éternelles, pour limiter la durée des corrélations temporelles.
  • Si une machine peut se déplacer d'un réseau à l'autre (ce qui est courant aujourd'hui), il faudrait que l'identifiant d'interface change, pour limiter les corrélations spatiales.

Téléchargez le RFC 8065


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RFC 8064: Recommendation on Stable IPv6 Interface Identifiers

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : F. Gont (SI6 Networks / UTN-FRH), A. Cooper (Cisco), D. Thaler (Microsoft), W. Liu (Huawei Technologies)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF 6man
Première rédaction de cet article le 24 février 2017


Ce RFC parle de vie privée mais il est très court, car il se contente de changer une règle, la nouvelle étant déjà largement acceptée. Désormais, si une machine IPv6 configure son adresse par le système SLAAC, et que cette adresse doit être stable dans le temps, désormais, donc, la méthode recommandée est celle du RFC 7217 et non plus celle, mauvaise pour la vie privée, d'utiliser l'adresse MAC. (Si l'adresse n'a pas besoin d'être stable, aucun changement, la méthode recommandée reste celle du RFC 4941, les adresses temporaires.)

Que veut dire SLAAC, au fait ? Ce mécanisme de configuration d'une adresse IPv6 est normalisé dans le RFC 4862. L'idée est que la machine écoute sur le réseau les annonces faites par les routeurs, apprenant ainsi le·s préfixe·s IP du réseau. Elle ajoute ensuite à ce préfixe un terme, l'identificateur d'interface (IID, cf. RFC 4291), formant ainsi une adresse IPv6 mondiale, et unique (si l'IID est bien choisi). La méthode originelle était de dériver l'IID de l'adresse MAC. Celle-ci est en effet unique et, en prime, son utilisation présente certains avantages (compression des en-têtes du RFC 6775, par exemple). Mais s'en servir soulève plein de problèmes de sécurité et notamment de vie privée : traçabilité des utilisateurs dans le temps, et dans l'espace (si la machine se déplace, elle change de préfixe mais garde le même identificateur d'interface), facilitation du balayage des adresses dans le réseau, etc (cf. RFC 7721). D'une manière générale, réutiliser des identificateurs d'un autre « monde » est une fausse bonne idée, souvent dangereuse en matière de vie privée. Voilà pourquoi ce RFC dit clairement que, désormais, il est fortement déconseillé d'utiliser les adresses MAC. (Plusieurs mises en œuvre d'IPv6, comme celles de Microsoft, avaient déjà cessé, avant même que ce RFC ne soit publié.)

Et ce RFC 7217 qu'il faut désormais suivre, il dit quoi ? Il propose de fabriquer l'identificateur d'interface en condensat une concaténation du préfixe et de diverses valeurs stables. Si on change de réseau, on a une nouvelle adresse (on ne peut donc pas suivre à la trace une machine mobile). Mais, si on reste sur le même réseau, l'adresse est stable.

La section 1 de notre RFC rappelle aussi la différence entre les adresses stables et les autres. Toutes les adresses IP n'ont pas besoin d'être stables. La solution la meilleure pour la vie privée est certainement celle du RFC 4941, des adresses temporaires, non stables (pour de telles adresses, on peut aussi utiliser le système des adresses MAC si elles changent souvent par exemple avec macchanger). Toutefois, dans certains cas, les adresses stables sont souhaitables : l'administration réseaux est plus simple, les journaux sont plus faciles à lire, on peut mettre des ACL, on peut avoir des connexions TCP de longue durée, etc. Et, bien sûr, si la machine est un serveur, ses adresses doivent être stables. Il y a donc une place pour une solution différente de celle du RFC 4941, afin de fournir des adresses stables. C'est seulement pour ces adresses stables que notre RFC recommande désormais la solution du RFC 7217.

La nouvelle règle figure donc en section 3 de notre RFC : lorsqu'une machine veut utiliser SLAAC et avoir des adresses stables, qui ne changent pas dans le temps, tant que la machine reste sur le même réseau, alors, dans ce cas et seulement dans ce cas, la méthode à utiliser est celle du RFC 7217. L'ancienne méthode (qu'on trouve par exemple dans le RFC 2464) d'ajouter le préfixe à l'adresse MAC ne doit plus être utilisée.

Notez donc bien que ce RFC ne s'adresse pas à toutes les machines IPv6. Ainsi, si vous configurez vos serveurs (qui ont clairement besoin d'une adresse stable) à la main, avec des adresses en leet comme 2001:db8::bad:dcaf, ce RFC 8064 ne vous concerne pas (puisqu'il n'y a pas de SLAAC).

Les RFC comme le RFC 4944, RFC 6282, RFC 6775 ou RFC 7428 devront donc être remplacés par des documents tenant compte de la nouvelle règles. (Cf. RFC 8065.)

Aujourd'hui, il semble que les dernières versions de Windows, MacOS, iOS et Android mettent déjà en œuvre la nouvelle règle.


Téléchargez le RFC 8064


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RFC 8089: The "file" URI Scheme

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : M. Kerwin (QUT)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF appsawg
Première rédaction de cet article le 20 février 2017


Vous connaissez le plan d'URI file:, qui indique que la ressource se trouve sur le système de fichiers local ? (Par exemple, ce fichier que je suis en train d'éditer est file:///home/stephane/Blog/RFC/8089.xml.) Ce plan avait été défini très brièvement dans le RFC 1738 (section 3.10). Tellement brièvement qu'il y manquait pas mal de choses. Ce nouveau RFC remplace cette partie du RFC 1738 et fournit cette fois une description complète du plan file:. Ce n'était pas une tâche facile car les différents systèmes de fichiers ont des syntaxes et des comportements très différents. Le RFC lui-même est très court, mais il comporte plusieurs annexes plus longues, discutant de points spécifiques parfois assez tordus.

Donc, d'abord, la définition (section 1 de notre RFC) : un fichier est un objet qui se trouve rangé dans un environnement structuré, qui fournit notamment un système de nommage, environnement qu'on nomme le système de fichiers. (Et le fichier contient des données mais ce point n'est pas crucial pour les URI et n'est donc pas mentionné.) Ensuite, les URI : ce sont les identificateurs standard du Web. Leur syntaxe générique est définie dans le RFC 3986 et ce nouveau RFC ne fait donc que spécialiser le RFC 3986. Normalement, ce RFC est parfaitement compatible avec l'ancienne syntaxe, celle du RFC 1738 mais, en pratique, comme l'ancienne définition était vraiment trop vague, il y aura forcément quelques différences. (L'annexe E donne quelques exemples de pratiques utilisées dans la nature et qui ne sont pas strictement alignées sur les nouvelles règles. Elle cite par exemple l'ajout d'un nom d'utilisateur dans l'URI. Un exemple des problèmes que ces différences posent aux navigateurs est bien expliqué dans cet article de Microsoft.)

Les URI file: ne supposent pas l'utilisation d'un protocole particulier, ni d'un type de média particulier.

Ce plan d'URI désigne des « fichiers locaux ». Un fichier local est accessible juste à partir de son nom, sans autre information (par exemple sans utiliser une adresse réseau explicite). Mais, en pratique (section 1.1), il peut être physiquement sur une autre machine, grâce à des techniques comme NFS ou SMB.

La syntaxe de ces URI figure en section 2 de notre RFC, formalisée en ABNF (RFC 5234). S'appuyant sur la syntaxe générique du RFC 3986, elle diffère légèrement de celle du RFC 1738 (l'annexe A liste les différences). Le plan file: est référencé dans le registre des plans d'URI. Je vous laisse découvrir sa grammaire dans le RFC, je donne juste des exemples qui illustrent certains points de la syntaxe :

  • Commençons par un URI banal : file:///tmp/toto.txt. Il désigne le fichier local /tmp/toto.txt de l'ordinateur sur lequel on travaille. La syntaxe du nom de fichier est celle d'Unix, même si ledit ordinateur n'utilise pas Unix. Ainsi, le fichier c:\machin\truc sur une machine Windows sera quand même file:///c:/machin/truc (il existe plein de variantes non-standard, voir l'annexe E, et l'article cité plus haut, sur les problèmes que cela pose). Sur VMS, DISK1:[CS.JANE]PAPER.PS deviendra file:///disk1/cs/jane/paper.ps (cf. annexe D).
  • Le composant après les trois barres obliques doit être un chemin absolu dans le système de fichiers de la machine. Cela a l'air simple mais la notion de « chemin absolu » ne l'est pas, et l'annexe D cite quelques surprises possibles (comme le tilde de certains shells Unix).
  • Après les deux premières barres obliques, il y a normalement un champ nommé « Autorité » (en pratique un nom de domaine), qui est optionnel. Pour les URI file:, on peut mettre dans ce champ localhost, voire n'importe quel nom qui désigne la machine locale (je ne suis pas sûr de l'intérêt que cela présente, mais c'est la norme qui, il est vrai, déconseille cet usage). Donc, l'URI cité au début aurait pu (mais ce n'est pas recommandé) être file://localhost/tmp/toto.txt. (Voir aussi la section 3 du RFC.)
  • Si on ne met pas le nom de domaine, les deux premières barres obliques sont facultatives (c'est une nouveauté de notre RFC, par rapport au RFC 1738) et file:/tmp/toto.txt est donc légal.
  • Certains systèmes de fichiers sont sensibles à la casse et il faut donc faire attention, en manipulant les URI, à ne pas changer la casse. file:///c:/machin/truc et file:///c:/Machin/TRUC sont deux URI différents même si on sait bien que, sur une machine Windows, ils désigneront le même fichier.

Que peut-on faire avec un fichier ? Plein de choses (l'ouvrir, lire les données, le détruire… La norme POSIX peut donner des idées à ce sujet.) Le plan d'URI file: ne limite pas les opérations possibles.

Évidemment, l'encodage des caractères utilisé va faire des histoires, puisqu'il varie d'une machine à l'autre. C'est parfois UTF-8, parfois un autre encodage et, parfois, le système de fichiers ne définit rien, le nom est juste une suite d'octets, qui devra être interprétée par les applications utilisées (c'est le cas d'Unix). Notre RFC (section 4) recommande bien sûr d'utiliser UTF-8, avant l'optionelle transformation pour cent (RFC 3986, section 2.5). Ainsi, le fichier /home/stéphane/café.txt aura l'URI file:/home/st%C3%A9phane/caf%C3%A9.txt, quel qu'ait été son encodage sur la machine. Au passage, j'ai essayé avec curl et file:///tmp/café.txt, file:/tmp/café.txt, file:/tmp/caf%C3%A9.txt, file://localhost/tmp/caf%C3%A9.txt et même file://mon.adresse.ip.publique/tmp/caf%C3%A9.txt marchent tous.

Et la sécurité ? Toucher aux fichiers peut évidemment avoir des tas de conséquences néfastes. Par exemple, si l'utilisateur charge le fichier file:///home/michu/foobar.html, aura-t-il la même origine (au sens de la sécurité du Web) que file:///tmp/youpi.html ? Après tout, ils viennent du même domaine (le domaine vide, donc la machine locale). Le RFC note qu'au contraire l'option la plus sûre est de considérer que chaque fichier est sa propre origine (RFC 6454).

Autre question de sécurité rigolote, les systèmes de fichiers ont en général des caractères spéciaux (comme la barre oblique ou un couple de points pour Unix). Accéder bêtement à un fichier en passant juste le nom au système de fichiers peut soulever des problèmes de sécurité (c'est évidemment encore pire si on passe ces noms à des interpréteurs comme le shell, qui rajoutent leur propre liste de caractères spéciaux). Le RFC ne spécifie pas de liste de caractères « dangereux » car tout nouveau système de fichiers peut l'agrandir. C'est aux programmeurs qui font les logiciels de faire attention, pour le système d'exploitation pour lequel ils travaillent. (Un problème du même ordre existe pour les noms de fichiers spéciaux, comme /dev/zero sur Unix ou aux et lpt sur Windows.)

Une mauvaise gestion de la sensibilité à la casse ou de l'encodage des caractères peut aussi poser des problèmes de sécurité (voir par exemple le rapport technique UAX #15 d'Unicode.)

Notons qu'il existe d'autres définitions possibles d'un URI file: (annexe C de notre RFC). Par exemple, le WhatWG maintient une liste des plans d'URI, non synchronisée avec celle « officielle », et dont l'existence a fait pas mal de remous à l'IETF, certains se demandant s'il fallait quand même publier ce RFC, au risque d'avoir des définitions contradictoires (cela a sérieusement retardé la sortie du RFC). En gros, l'IETF se concentre plutôt sur la syntaxe, et le WhatWG sur le comportement des navigateurs (rappelez-vous que les URI ne sont pas utilisés que par des navigateurs…). Il y a aussi les définitions Microsoft comme UNC ou leurs règles sur les noms de fichier.

Et, pour finir, je vous recommande cet autre article de Microsoft sur l'évolution du traitement des URI dans IE.


Téléchargez le RFC 8089


L'article seul

RFC 8092: BGP Large Communities Attribute

Date de publication du RFC : Février 2017
Auteur(s) du RFC : J. Heitz (Cisco), J. Snijders (NTT), K. Patel (Arrcus), I. Bagdonas (Equinix), N. Hilliard (INEX)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF idr
Première rédaction de cet article le 19 février 2017


Ce RFC normalise un nouvel attribut des annonces BGP, « Large Communities ». Les « communautés » BGP sont des courtes données collées aux annonces BGP et qui permettent d'indiquer certaines caractéristiques des routes. Les décisions des routeurs peuvent utiliser ces caractéristiques. Mais les communautés originales étaient trop courtes (seulement quatre octets) : le nouvel attribut permet des communautés de douze octets.

Les « communautés » sont définies dans le RFC 1997. On les apprend via les documentations des opérateurs ou des points d'échange. Par exemple, celle du point d'échange irlandais (section « Community based prefix filtering »). Un attribut COMMUNITY dans une annonce BGP peut comporter plusieurs communautés. Traditionnellement, les quatre octets des communautés initiales sont utilisées pour représenter le numéro d'AS dans les deux premiers octets (ainsi, une communauté est mondialement unique, par ce système d'allocation à deux niveaux), et des données spécifiques à l'AS dans les deux suivants. Évidemment, avec les numéros d'AS de quatre octets du RFC 6793, ça ne marchait plus. D'où cet attribut LARGE_COMMUNITY, désormais stocké dans le registre IANA sous le numéro (type code) 32. (Il y a bien eu une autre tentative d'augmenter la taille des communautés, dans le RFC 4360, mais pas suffisamment pour que les AS à quatre octets puissent être utilisés partout.) Comme pour les « petites » communautés, ces grandes communautés dans une annonce forment un ensemble (donc, non ordonné) : plusieurs routeurs auront pu ajouter une communauté à cet ensemble.

Les communautés sont importantes car elles sont utilisées dans la politique de routage. BGP ne cherche pas à trouver le meilleur chemin : il fait du routage politique, où les décisions sont prises en fonction de choix faits par les opérateurs (privilégier tel ou tel lien pour le trafic entrant, par exemple). Les informations contenues dans une annonce BGP (section 4.3 du RFC 4271) habituelle ne sont pas toujours suffisantes, et c'est pour cela que les communautés ont été introduites par le RFC 1997, pour ajouter des informations utiles, comme l'endroit où telle route a été apprise. L'attribut COMMUNITY (numéro 8) est transitif (section 5 du RFC 4271), ce qui veut dire qu'après réception d'une annonce, il est transmis aux autres routeurs (d'où l'importance de marquer la communauté avec un numéro d'AS, pour que les communautés soient uniques au niveau mondial, sans qu'il existe un registre central des communautés).

Le nouvel attribut LARGE_COMMUNITY (numéro 32) est également optionnel et transitif (section 2 de notre RFC). Il se compose d'un ensemble de grandes communautés, chacune étant stockée sur douze octets. L'idée est qu'on utilise les quatre premiers octets pour identifier l'AS (ce qui va bien avec les grands AS du du