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Le format des messages DNS circulant sur le réseau est un format binaire, pas forcément évident à analyser. Pour beaucoup d'applications, il serait sans doute préférable d'utiliser un format normalisé et plus agréable, par exemple JSON, dont ce nouveau RFC décrit l'utilisation pour le DNS.

Non seulement le format des messages DNS est du binaire (RFC 1035, section 4) et non pas du texte comme par exemple pour SMTP, XMPP ou HTTP, mais en plus il y a des pièges. Par exemple, la longueur des sections du message est indiquée dans un champ séparé de la section, et peut ne pas correspondre à la vraie longueur. La compression des noms n'arrange rien. Écrire un analyseur de messages DNS est donc difficile.

Il y a un million de formats pour des données structurées mais, aujourd'hui, le format texte le plus populaire pour ces données est certainement JSON, normalisé dans le RFC 8259. L'utilisation de JSON pour représenter les messages DNS (requêtes ou réponses) suit les principes suivants (section 1.1 du RFC) :

• Tout est optionnel, on peut donc ne représenter qu'une partie d'un message. (Des profils ultérieurs de cette spécification pourraient être plus rigoureux, par exemple une base de passive DNS peut imposer que QNAME, le nom de domaine demandé, soit présent, cf. section 6 du RFC.)
• Si l'information est présente, on peut recréer le format binaire utilisé par le protocole DNS à partir du JSON (pas forcément bit pour bit, surtout s'il y avait de la compression).
• Tous les noms sont représentés dans le sous-ensemble ASCII d'UTF-8, obligeant les IDN à être en Punycode (alors que JSON permet l'UTF-8).
• Les données binaires peuvent être stockées, à condition d'être encodées en Base16 (RFC 4648).
• Il n'y a pas de forme canonique : le même message DNS peut être représenté par plusieurs objets JSON différents.
• Certains membres des objets JSON sont redondants et il peut donc y avoir des incohérences (par exemple entre la longueur indiquée d'une section ou d'un message, et sa longueur réelle, cf. la section 8 sur les conséquences que cela a pour la sécurité). Cela est nécessaire pour reconstituer certains messages DNS malformés. Autrement, le format serait limité aux messages corrects.
• Le format représente des messages, pas des fichiers de zone (RFC 1035, section 5).

La section 2 du RFC donne la liste des membres (au sens JSON de « champs d'un objet ») d'un objet DNS. Voici un exemple d'un tel objet, une requête DNS demandant l'adresse IPv4 (code 1, souvent noté A) d'example.com :

{ "ID": 19678, "QR": 0, "Opcode": 0,
     "AA": 0, "TC": 0, "RD": 0, "RA": 0, "AD": 0, "CD": 0, "RCODE": 0,
     "QDCOUNT": 1, "ANCOUNT": 0, "NSCOUNT": 0, "ARCOUNT": 0,
     "QNAME": "example.com", "QTYPE": 1, "QCLASS": 1
   }
    

Les noms des membres sont ceux utilisés dans les RFC DNS, même s'ils ne sont pas très parlants (RCODE au lieu ReturnCode).

On note que les différents membres qui sont dans le DNS représentés par des entiers le sont également ici, au lieu d'utiliser les abréviations courantes. Ainsi, Opcode est marqué 0 et pas Q (query), et QTYPE (query type) est marqué 1 et pas A (adresse IPv4). Cela permet de représenter des valeurs inconnues, qui n'ont pas d'abréviation textuelle, même si ça rend le résultat peu lisible si on ne connait pas les valeurs des paramètres DNS par coeur.

Les valeurs d'un seul bit (booléens) sont représentés par 0 ou 1, pas par les true ou false de JSON. (J'avoue ne pas bien comprendre ce choix.)

On note également que les longueurs des sections sont indiquées explicitement, ici QDCOUNT (Query Count, et ne me demandez pas à quoi sert le D après le Q, le RFC 1035 ne l'explique pas). En JSON, cela n'est pas obligatoire (la longueur d'un tableau, en JSON, n'est pas spécifiée explicitement) mais, comme expliqué plus haut, cela a été décidé pour permettre de représenter des messages DNS anormaux, par exemple ayant un QDCOUNT de 0 et une question dans la section Question (cf. section 8 du RFC sur les conséquences que cela peut avoir pour la sécurité). De tels messages arrivent assez souvent dans le trafic DNS réel vu par les serveurs connectés à l'Internet ; attaque délibérée ou bien logiciel écrit avec les pieds ?

Et voici un exemple de réponse (QR = 1) DNS en JSON. La requête a été un succès (RCODE = 0) :

{ "ID": 32784, "QR": 1, "AA": 1, "RCODE": 0,
  "QDCOUNT": 1, "ANCOUNT": 2, "NSCOUNT": 1,
   ARCOUNT": 0,
   "answerRRs": [ { "NAME": "example.com.",
                                          "TYPE": 1, "CLASS": 1,
                                          "TTL": 3600,
                                          "RDATAHEX": "C0000201" },
                  { "NAME": "example.com.",
                                          "TYPE": 1, "CLASS": 1,
                                          "TTL": 3600,
                                          "RDATAHEX": "C000AA01" } ],
   "authorityRRs": [ { "NAME": "ns.example.com.",
                                              "TYPE": 1, "CLASS": 1,
                                              "TTL": 28800,
                                              "RDATAHEX": "CB007181" } ]
    

La réponse contient un ensemble d'adresses IP (TYPE = 1 identifie une adresse IPv4), 192.0.2.1 et 192.0.170.1. Leur valeur est encodée en hexadécimal. C'est moins joli que si on avait mis l'adresse IP en clair mais c'est plus général : cela permet d'inclure immédiatement de nouveaux types de données, au détriment de la lisibilité pour les anciens types.

Le format de ce RFC permet aussi de décrire l'association entre une requête et une réponse (section 3 du RFC). On les met dans un objet JSON ayant un membre queryMessage et un responseMessage.

Si on représente une suite continue de messages DNS, faire un objet JSON avec son accolade ouvrante et la fermante correspondante peut ne pas être pratique. On utilise alors les séquences du RFC 7464, décrites dans la section 4 de notre RFC.

Notre RFC spécifie également (section 7) un type MIME pour le DNS en JSON, application/dns+json.

Notez qu'il ne s'agit pas de la première description du DNS en JSON. Par exemple, j'avais décrit un format pour cela dans le brouillon draft-bortzmeyer-dns-json. Ce format est mis en œuvre dans le DNS Looking Glass. Mon format était plus joli, car utilisant toujours des noms plus parlants ("Type": "AAAA" au lieu du "QTYPE": 28. Notez toutefois que le RFC 8427 le permet également ("QTYPEname": "AAAA"). Le format plus joli ne peut de toute façon pas être utilisé systématiquement car il ne permet pas de représenter les types inconnus. Et mon format ne permet pas non plus de représenter les messages malformés. (Par exemple, le ANCOUNT est toujours implicite.)

Un autre exemple de représentation des données DNS est donné par les sondes RIPE Atlas. Le fichier des résultats d'une mesure est en JSON (ce qui permet le traitement par les outils JSON habituels comme jq. Voici un exemple (si vous voulez un exemple complet, téléchargez par exemple le résultat de la mesure #18061873) :

       "resultset": [
      {
...
        "result": {
          "ANCOUNT": 1,
          "ARCOUNT": 0,
          "ID": 38357,
          "NSCOUNT": 0,
          "QDCOUNT": 1,
          "abuf": "ldWBgAABAAEAAAAADmN5YmVyc3RydWN0dXJlAmZyAAAcAAHADAAcAAEAAVGAABAgAUuYDcAAQQIWPv/+Jz0/",
          "rt": 103.7,
          "size": 63
        },
      },
  

On note que seule une petite partie des champs de la réponse (ANCOUNT, ID…) est exprimée en JSON, la majorité de la requête étant dans un membre abuf qui est la représentation binaire de la réponse.

Le service de DNS sur HTTPS de Google produit également du JSON (on le passe à jq pour qu'il soit plus joliment affiché) :

% curl -s https://dns.google.com/resolve\?name=laquadrature.net\&type=MX | jq .
{
  "Status": 0,
  "TC": false,
  "RD": true,
  "RA": true,
  "AD": false,
  "CD": false,
  "Question": [
    {
      "name": "laquadrature.net.",
      "type": 15
    }
  ],
  "Answer": [
    {
      "name": "laquadrature.net.",
      "type": 15,
      "TTL": 475,
      "data": "5 pi.lqdn.fr."
    }
  ]
}
  

en utilisant un format spécifique à Google. On notera que le protocole DoH, normalisé dans le RFC 8484, n'utilise pas JSON (et le service de Google, contrairement à ce qu'on voit parfois écrit, n'utilise pas DoH) mais le format binaire du DNS, utilisant le type MIME application/dns-message. Le RFC 8484 prévoit toutefois la possibilité de se servir de JSON pour le futur (section 4.2 du RFC 8484).

Chiffrer pour assurer la confidentialité, c'est bien. Pour le DNS, c'est ce que permet le RFC 7858 (DNS sur TLS). Mais un problème de TLS et de pas mal d'autres protocoles cryptographiques est qu'il ne dissimule pas les métadonnées, et notamment la taille des messages échangés sur le réseau. Dans un monde public comme celui du DNS, c'est un problème. En effet, l'attaquant peut facilement mesurer la taille des réponses chiffrées (en envoyant lui-même une requête), voir la taille des réponses, et en déduire les questions qui avaient été posées. La solution classique en cryptographie face à ce risque est le remplissage, normalisé, pour le DNS, dans le RFC 7830. Mais le RFC 7830 ne normalisait que le format, pas le mode d'emploi. Il faut remplir jusqu'à telle taille ? Comment concilier un remplissage efficace pour la confidentialité avec le désir de limiter la consommation de ressources réseaux ? Ce RFC décrit plusieurs stratégies possibles, et recommande un remplissage jusqu'à atteindre une taille qui est le multiple suivant de 468 (octets).

Ce nouveau RFC tente de répondre à ces questions, en exposant les différentes politiques possibles de remplissage, leurs avantages et leurs inconvénients. Le RFC 7830 se limitait à la syntaxe, notre nouveau RFC 8467 étudie la sémantique.

D'abord, avant de regarder les politiques possibles, voyons les choses à garder en tête (section 3 du RFC). D'abord, ne pas oublier de mettre l'option EDNS de remplissage (celle du RFC 7830) en dernier dans la liste des options (car elle a besoin de connaitre la taille du reste du message).

Ensuite, il faut être conscient des compromis à faire. Remplir va améliorer la confidentialité mais va réduire la durée de vie de la batterie des engins portables, va augmenter le débit qu'on injecte dans le réseau, voire augmenter le prix si on paie à l'octet transmis. Lors des discussions à l'IETF, certaines personnes ont d'ailleurs demandé si le gain en confidentialité en valait la peine, vu l'augmentation de taille. En tout cas, on ne remplit les messages DNS que si la communication est chiffrée : cela ne servirait à rien sur une communication en clair.

Enfin, petit truc, mais qui montre l'importance des détails quand on veut dissimuler des informations, le remplissage doit se faire sans tenir compte des deux octets qui, avec certains protocoles de transport du DNS, comme TCP, peut faire fuiter des informations. Avec certaines stratégies de remplissage, les deux octets en question peuvent faire passer de l'autre côté d'un seuil et donc laisser fuiter l'information qu'on était proche du seuil.

Ensuite, après ces préliminaires, passons aux stratégies de remplissage, le cœur de ce RFC (section 4). Commençons par celle qui est la meilleure, et recommandée officiellement par notre RFC : remplissage en blocs de taille fixe. Le client DNS remplit la requête jusqu'à atteindre un multiple de 128 octets. Le serveur DNS, si le client avait mis l'option EDNS de remplissage dans la requête, et si la communication est chiffrée, remplit la réponse de façon à ce qu'elle soit un multiple de 468 octets. Ainsi, requête et réponse ne peuvent plus faire qu'un nombre limité de longueurs, la plupart des messages DNS tenant dans le bloc le plus petit. Voici un exemple vu avec le client DNS dig, d'abord sans remplissage :

       
% dig +tcp +padding=0 -p 9053 @127.0.0.1 SOA foobar.example  
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 29832
;; flags: qr aa rd; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags: do; udp: 4096
; COOKIE: dda704b2a06d65b87f0493105c03ca4d2b2c83f2d4e25680 (good)
;; QUESTION SECTION:
;foobar.example.		IN SOA

;; ANSWER SECTION:
foobar.example.		600 IN SOA ns1.foobar.example. root.foobar.example. (
				2015091000 ; serial
				604800     ; refresh (1 week)
				86400      ; retry (1 day)
				2419200    ; expire (4 weeks)
				86400      ; minimum (1 day)
				)
...
;; MSG SIZE  rcvd: 116

     

La réponse fait 116 octets. On demande maintenant du remplissage, jusqu'à 468 octets :

% dig +tcp +padding=468 -p 9053 @127.0.0.1 SOA foobar.example  
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 2117
;; flags: qr aa rd; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
;; WARNING: recursion requested but not available

;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags: do; udp: 4096
; COOKIE: 854d2f29745a72e5fdd6891d5c03ca4b5d5287daf716e327 (good)
; PAD (348 bytes)
;; QUESTION SECTION:
;foobar.example.		IN SOA

;; ANSWER SECTION:
foobar.example.		600 IN SOA ns1.foobar.example. root.foobar.example. (
				2015091000 ; serial
				604800     ; refresh (1 week)
				86400      ; retry (1 day)
				2419200    ; expire (4 weeks)
				86400      ; minimum (1 day)
				)

;; MSG SIZE  rcvd: 468

     

La réponse fait 468 octets, grâce aux 348 octets de remplissage (notez la ligne PAD (348 bytes)).

Les avantages de cette méthode est qu'elle est facile à mettre en œuvre, assure une confidentialité plutôt bonne, et ne nécessite pas de générateur de nombres aléatoires. Son principal inconvénient est qu'elle permet de distinguer deux requêtes (ou deux réponses) si elles ont le malheur d'être remplies dans des blocs de taille différente. Mais il ne faut pas chercher une méthode idéale : rappelez-vous qu'il faudra faire des compromis. Cette méthode a un faible coût pour le défenseur, et élève les coûts sensiblement pour l'attaquant, c'est ça qui compte.

Notez que les chiffres 128 et 468 ont été obtenus empiriquement, en examinant du trafic DNS réel. Si DNSSEC continue à se répandre, les tailles des réponses moyennes augmenteront, et il faudra peut-être réviser ces chiffres.

Une autre statégie est celle du remplissage maximal. On met autant d'octets qu'on peut. Si un serveur a une taille maximale de réponse de 4 096 octets (la valeur par défaut la plus courante) et que le client accepte cette taille, on remplit la réponse jusqu'à ce qu'elle fasse 4 096 octets. L'avantage évident de cette méthode est qu'elle fournit la meilleure confidentialité : toutes les réponses ont la même taille. L'inconvénient évident est qu'elle est la méthode la plus consommatrice de ressources. En outre, ces grandes réponses vont souvent excéder la MTU, pouvant entrainer davantage de problèmes liés à la fragmentation.

Autre stratégie envisageable : remplissage aléatoire. On tire au sort le nombre d'octets à ajouter. Cela fournit une bonne distribution des tailles (par exemple, une réponse courte peut désormais être plus grande qu'une réponse longue, ce qui n'arrive jamais avec les deux stratégies précédentes). Inconvénient : comme ça ne change pas la limite de taille inférieure, un attaquant qui voit beaucoup de messages pourrait en déduire des informations. Et cela oblige à avoir un générateur de nombres aléatoires, traditionnellement un problème délicat en cryptographie.

Enfin, une dernière méthode raisonnable est de combiner le remplissage dans des blocs et le tirage au sort : on choisit au hasard une longueur de bloc et on remplit jusqu'à atteindre cette longueur. Contrairement à la précédente, elle n'a pas forcément besoin d'une source aléatoire à forte entropie. Mais c'est sans doute la technique la plus compliquée à mettre en œuvre.

La section 7 du RFC ajoute quelques points supplémentaires qui peuvent mettre en péril la confidentialité des requêtes. Par exemple, si le client DNS remplit correctement sa requête, mais que le serveur ne le fait pas, un attaquant pourra déduire la requête de la réponse (c'est d'autant plus facile, avec le DNS, que la question est répétée dans la réponse). Dans une communication de client à résolveur DNS, il faut bien choisir son résolveur.

Et le remplissage ne brouille qu'une seule des métadonnées. Il y en a d'autres comme l'heure de la question, le temps de réponse ou comme la succession des requêtes/réponses, qui restent accessibles à un éventuel attaquant. La protection contre la fuite d'informations via ces métadonnées nécessiterait d'injecter « gratuitement » du trafic de couverture (qui, lui aussi, éleverait la consommation de ressources réseau).

Et pour terminer le RFC, l'annexe A est consacrée aux mauvaises politiques de remplissage, celles qui non seulement ne sont pas recommandées mais sont activement déconseillées. (Mais on les trouve parfois dans du code réel.) Il y a l'évidente stratégie « pas de remplissage du tout ». Son principal intérêt est qu'elle fournit le point de comparaison pour toutes les autres stratégies. Avantages : triviale à implémenter, il suffit de ne rien faire, et aucune consommation de ressources supplémentaires. Inconvénient : la taille des requêtes et des réponses est exposée, et un observateur malveillant peut en déduire beaucoup de choses.

Une autre méthode inefficace pour défendre la vie privée est celle du remplissage par une longueur fixe. Elle est simple à implémenter mais ne protège rien : une simple soustraction suffit pour retrouver la vraie valeur de la longueur.

Ces différentes stratégies ont été analysées empiriquement (il n'y a pas vraiment de bon cadre pour le faire théoriquement) et le travail est décrit dans l'excellente étude de Daniel Kahn Gillmor (ACLU), « Empirical DNS Padding Policy » présentée à NDSS en 2017. Si vous aimez les chiffres et les données, c'est ce qu'il faut regarder !

Testons un peu les mises en œuvres du remplissage des messages DNS (une liste plus complète figure sur le site du projet).

Essayons avec BIND version 9.13.4. Il fournit le client de déboguage dig et son option +padding. Avec un +padding=256, le datagramme va faire 264 octets, incluant les ports source et destination d'UDP). Vu par tshark, cela donne :

       
        <Root>: type OPT
            Name: <Root>
            Type: OPT (41)
            UDP payload size: 4096
            Higher bits in extended RCODE: 0x00
            EDNS0 version: 0
            Z: 0x8000
                1... .... .... .... = DO bit: Accepts DNSSEC security RRs
                .000 0000 0000 0000 = Reserved: 0x0000
            Data length: 213
            Option: COOKIE
                Option Code: COOKIE (10)
                Option Length: 8
                Option Data: 722ffe96cd87b40a
                Client Cookie: 722ffe96cd87b40a
                Server Cookie: <MISSING>
            Option: PADDING
                Option Code: PADDING (12)
                Option Length: 197
                Option Data: 000000000000000000000000000000000000000000000000...
                Padding: 000000000000000000000000000000000000000000000000...

     

Cela, c'était la requête du client. Mais cela ne veut pas dire que le serveur va accepter de répondre avec du remplissage. D'abord, il faut qu'il soit configuré pour cela (BIND 9.13.4 ne le fait pas par défaut). Donc, côté serveur, il faut :

options {
	...
	response-padding {any;} block-size 468;
};

(any est pour accepter le remplissage pour tous les clients.) Mais cela ne suffit pas, BIND ne répond avec du remplissage que si l'adresse IP source est raisonnablement sûre (TCP ou biscuit du RFC 7873, pour éviter les attaques par amplification). C'est pour cela qu'il y a une option +tcp dans les appels de dig plus haut. On verra alors dans le résultat de dig le PAD (392 bytes) indiquant qu'il y a eu remplissage. La taille indiquée dans response-padding est une taille de bloc : BIND enverra des réponses qui seront un multiple de cette taille. Par exemple, avec response-padding {any;} block-size 128;, une courte réponse est remplie à 128 octets (notez que la taille de bloc n'est pas la même chez le serveur et chez le client) :

% dig +tcp +padding=468 -p 9053 @127.0.0.1 SOA foobar.example
...
; PAD (8 bytes)
...
;; MSG SIZE  rcvd: 128
     

Alors qu'une réponse plus longue (notez la question ANY au lieu de SOA) va faire passer dans la taille de bloc au dessus (128 octets est clairement une taille de bloc trop petite, une bonne partie des réponses DNS, même sans DNSSEC, peuvent la dépasser) :

% dig +tcp +padding=468 -p 9053 @127.0.0.1 ANY foobar.example
...
; PAD (76 bytes)
...
;; MSG SIZE  rcvd: 256
     

On voit bien ici l'effet de franchissement du seuil : une taille de bloc plus grande doit être utilisée.

BIND n'est pas forcément que serveur DNS, il peut être client, quand il est résolveur et parle aux serveurs faisant autorité. La demande de remplissage dans ce cas se fait dans la configuration par serveur distant, avec padding. (Je n'ai pas testé.)

Le résolveur Knot fait également le remplissage (option net.tls_padding) mais, contrairement à BIND, il ne le fait que lorsque le canal de communication est chiffré (ce qui est logique).

La bibliothèque pour développer des clients DNS getdns a également le remplissage. En revanche, Unbound, dans sa version 1.8.1, ne fait pas encore de remplissage. Et, comme vous avez vu dans l'exemple tshark plus haut, Wireshark sait décoder l'option de remplissage.

Plusieurs protocoles applicatifs utilisent la diffusion, par exemple pour la découverte d'un service, et envoient donc des messages qui vont toucher toutes les machines du réseau local. Cela a des conséquences pour la vie privée : un observateur, même purement passif, peut apprendre plein de choses en écoutant. Il est donc important lorsqu'on conçoit des protocoles applicatifs de veiller à ne pas être trop bavard.

La diffusion, c'est envoyer à tout le monde. Comme il n'existe pas (heureusement !) de mécanisme fiable pour envoyer à tout l'Internet, en pratique, la diffusion se limite au réseau local. Mais c'est déjà beaucoup ! Connecté dans un café ou dans un autre endroit à WiFi, les messages diffusés arrivent à un groupe inconnu : un nombre potentiellement grand de machines. (L'utilisation d'un commutateur ne protège pas, si c'est de la diffusion.) La diffusion est très importante pour certaines fonctions (auto-configuration lorsqu'on ne connait pas sa propre adresse IP, ou bien résolution locale de noms ou d'adresses). La diffusion est tellement pratique (cf. RFC 919 et RFC 3819) qu'elle est utilisée par beaucoup d'applications.

Mais la diffusion est dangereuse ; à la conférence TRAC 2016, les auteurs du RFC avaient, dans un excellent exposé, publié un premier résultat de leurs travaux sur la question (Faath, M., Weisshaar, F., et R. Winter, How Broadcast Data Reveals Your Identity and Social Graph, 7th International Workshop on TRaffic Analysis and Characterization IEEE TRAC 2016, September 2016). En une journée à écouter le trafic diffusé sur leur université, ils avaient récolté 215 Mo de données. Les protocoles les plus bavards : 1) mDNS 2) SSDP 3) LLMNR 4) NetBIOS 5) Dropbox. Le seul 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. Les mêmes auteurs avaient mené une expérience à grande échelle en écoutant le trafic diffusé lors de la réunion IETF 93 à Prague, et cela avait suscité bien des débats, notamment juridico-légaux (a-t-on le droit d'écouter du trafic qui est diffusé à tous ?) Comme en médecine, la science ne justifie pas tout et il est nécessaire de se pencher sur les conséquences de ses expériences.

Bien sûr, du moment qu'on envoie des données sur un réseau, elles peuvent être écoutées par des indiscrets. Mais la diffusion aggrave le problème de deux façons :

• Un éventuel indiscret n'a même pas besoin de techniques particulières pour écouter, il lui suffit d'ouvrir ses oreilles,
• La solution évidente à l'écoute, le chiffrement, marche mal avec la diffusion : il n'est pas facile de chiffrer lorsqu'on ne connait pas les destinataires.

Il est donc justifié de se préoccuper de près des conséquences de la diffusion sur la confidentialité (RFC 6973).

Pour certains protocoles conçus à l'IETF, il y a déjà eu des réflexions sur les problèmes de vie privée liés à leur usage de la diffusion. C'est évidemment le cas pour DHCP, dont les RFC 7819 et RFC 7824 ont pointé la grande indiscrétion. C'est aussi le cas des mécanismes de génération des adresses IPv6, expliqué dans le RFC 7721. Mais il y a également beaucoup de protocoles non-IETF qui utilisent imprudemment la diffusion, comme celui de Dropbox, présenté à la conférence TRAC. Ces protocoles privés sont en général peu étudiés, et la préservation de la vie privée est située très bas sur l'échelle des préoccupations de leurs auteurs. Et ils sont souvent non documentés, ce qui rend difficile toute analyse.

La section 1.1 de notre RFC résume les différents types de diffusion qui existent dans le monde IP. IPv4 a la diffusion générale (on écrit à 255.255.255.255, cf. section 5.3.5.1 du RFC 1812) et la diffusion dirigée (on écrit à une adresse qui est celle du préfixe du réseau local, avec tous les bits « machine » à 1, cf. section 5.3.5.2 du même RFC). IPv6, officiellement, n'a pas de diffusion mais uniquement du multicast mais c'est jouer avec les mots : il a les mêmes possibilités qu'IPv4 et les mêmes problèmes de confidentialité. Si une machine IPv6 écrit à ff02::1, cela donnera le même résultat que si une machine IPv4 écrit à 255.255.255.255. Parmi les protocoles IETF qui utilisent ces adresses de diffusion, on trouve mDNS (RFC 6762), LLMNR (RFC 4795), DHCP pour IPv4 (RFC 2131), DHCP pour IPv6 (RFC 8415), etc.

La section 2 détaille les problèmes de vie privée que l'envoi de messages en diffusion peut entrainer. D'abord, le seul envoi des messages, même sans analyser ceux-ci, permet de surveiller les activités d'un utilisateur : quand est-ce qu'il est éveillé, par exemple. Plus les messages sont fréquents, meilleure sera la résolution temporelle de la surveillance. Notre RFC conseille donc de ne pas envoyer trop souvent des messages périodiques.

Mais un problème bien plus sérieux est celui des identificateurs stables. Bien des protocoles incluent un tel identificateur dans leurs messages, par exemple un UUID. Même si la machine change de temps en temps d'adresse IP et d'adresse MAC (par exemple avec macchanger), ces identificateurs stables permettront de la suivre à la trace. Et si l'identificateur stable est lié à la machine et pas à une de ses interfaces réseau, même un changement de WiFi à Ethernet ne suffira pas à échapper à la surveillance. C'était le cas par exemple du protocole de Dropbox qui incluait dans les messages diffusés un identificateur unique, choisi à l'installation et jamais changé ensuite. D'une manière générale, les identificateurs stables sont mauvais pour la vie privée, et devraient être utilisés avec prudence, surtout quand ils sont diffusés.

Ces identificateurs stables ne sont pas forcément reliés à l'identité étatique de la personne. Si on ne connait pas la sécurité, et qu'on ne sait pas la différence entre anonymat et pseudonymat, on peut penser que diffuser partout qu'on est 88cb0252-3c97-4bb6-9f74-c4c570809432 n'est pas très révélateur. Mais outre que d'avoir un lien entre différentes activités est déjà un danger, certains protocoles font qu'en plus ce pseudonyme peut être corrélé avec des informations du monde extérieur. Par exemple, les iPhone diffusent fièrement à tout le réseau local « je suis l'iPhone de Jean-Louis » (cf. RFC 8117). Beaucoup d'utilisateurs donnent à leur machine leur nom officiel, ou leur prénom, ou une autre caractéristique personnelle. (C'est parfois fait automatiquement à l'installation, où un programme demande « comment vous appelez-vous ? » et nomme ensuite la machine avec ce nom. L'utilisateur n'est alors pas conscient d'avoir baptisé sa machine.) Et des protocoles diffusent cette information.

En outre, cette information est parfois accompagnés de détails sur le type de la machine, le système d'exploitation utilisé. Ces informations peuvent permettre de monter des attaques ciblées, par exemple si on connait une vulnérabilité visant tel système d'exploitation, on peut sélectionner facilement toutes les machines du réseau local ayant ce système. Bref, le RFC conseille de ne pas diffuser aveuglément des données souvent personnelles.

Comme souvent, il faut aussi se méfier de la corrélation. Si une machine diffuse des messages avec un identificateur stable mais non parlant (qui peut donc être ce 700a2a3e-4cda-46df-ad6e-2f062840d1e3 ?), un seul message donnant une autre information (par exemple nom et prénom) est suffisant pour faire la corrélation et savoir désormais à qui se réfère cet identificateur stable (700a2a3e-4cda-46df-ad6e-2f062840d1e3, c'est Jean-Louis). Lors de l'expérience à Prague citée plus haut, il avait été ainsi possible aux chercheurs de récolter beaucoup d'informations personnelles, et même d'en déduire une partie du graphe social (la machine de Jean-Louis demande souvent en mDNS celle de Marie-Laure, il doit y avoir un lien entre eux).

La plupart des systèmes d'exploitation n'offrent pas la possibilité de faire la différence entre un réseau supposé sûr, où les machines peuvent diffuser sans crainte car diverses mesures de sécurité font que tout le monde n'a pas accès à ce réseau, et un réseau public complètement ouvert, genre le WiFi du McDo, où tout est possible. Il serait intéressant, affirme le RFC, de généraliser ce genre de service et d'être moins bavard sur les réseaux qui n'ont pas été marqués comme sûrs.

La section 3 du RFC note que certains points d'accès WiFi permettent de ne pas passer systématiquement la diffusion d'une machine à l'autre, et de ne le faire que pour des protocoles connus et supposés indispensables. Ainsi, les requêtes DHCP, terriblement indiscrètes, pourraient ne pas être transmises à tous, puisque seul le point d'accès en a besoin. Évidemment, cela ne marche que pour des protocoles connus du point d'accès, et cela pourrait donc casser des protocoles nouveaux (si on bloque par défaut) ou laisser l'utilisateur vulnérable (si, par défaut, on laisse passer).

En résumé (section 4 du RFC), les conseils suivants sont donnés aux concepteurs de protocoles et d'applications :

• Autant que possible, utiliser des protocoles normalisés, pour lesquelles une analyse de sécurité a été faite, et des mécanismes de limitation des risques développées (comme ceux du RFC 7844 pour DHCP),
• Essayer de ne pas mettre des informations venant de l'utilisateur (comme son prénom et son nom) dans les messages diffusés,
• Tâcher de ne pas utiliser d'identificateurs stables, puisqu'ils permettent de surveiller une machine pendant de longues périodes,
• Ne pas envoyer les messages trop souvent.

La vie privée sur l'Internet fait aujourd'hui l'objet d'innombrables attaques et l'une des techniques de défense les plus efficaces contre ces attaques est le chiffrement des données. Il protège également contre une autre menace, la modification des données en transit, comme le font certaines FAI (par exemple Orange Tunisie). Il y a de nombreuses campagnes de sensibilisation pour promouvoir le chiffrement (voir par exemple le RFC 7258), avec des bons résultats. Évidemment, ce chiffrement gène ceux qui voudraient espionner et modifier le trafic, et il fallait donc s'attendre à voir une réaction. Ce RFC est l'expression de cette réaction, du côté de certains opérateurs réseau, qui regrettent que le chiffrement empêche leurs mauvaises pratiques.

Dès le début, ce RFC était basé sur une hypocrisie : prétendre être purement descriptif (une liste de pratiques que certains opérateurs réseau utilisent, et qui sont impactées par le chiffrement), sans forcément en conclure que le chiffrement était mauvais. Mais, en réalité, le RFC porte un message souvent répété : le chiffrement gène, et il ne faudrait pas en abuser. On note par exemple que le RFC ne s'indigne pas de certaines des pratiques citées, alors que beaucoup sont scandaleuses. Le discours est « il faut trouver un équilibre entre la protection de la vie privée et la capacité des opérateurs à gérer leurs réseaux ». Une telle référence à l'équilibre m'a toujours énervé : non, il ne faut pas d'équilibre entre le bien et le mal, il faut faire ce qu'on peut pour gêner la surveillance. Certaines des pratiques citées dans le RFC sont mauvaises et tant mieux si le chiffrement les rend difficiles. Certaines autres sont plus neutres, mais devront quand même s'adapter, les révélations de Snowden ont largement montré que la surveillance de masse est un fait, et qu'elle justifie des mesures radicales de protection. (Notez que les premières versions de ce RFC étaient bien pires, et qu'il a été affadi par les discussions successives, et suite à l'opposition rencontrée.)

Hypocritement, les textes sacrés comme le RFC 1958, RFC 1984, RFC 2804, et bien sûr les RFC 7258 et RFC 7624 sont cités, hommage du vice à la vertu. Mais tout en le faisant, ce nouveau RFC 8404 déforme ces textes. Quand le RFC 7258 dit qu'évidemment, il faut que les opérateurs puissent continuer à gérer leurs réseaux, ce RFC 8404 lui fait dire qu'il faut donc limiter le chiffrement, comme si « gérer un réseau » voulait forcément dire « accéder aux communications ». De même, on trouve une référence au principe de bout en bout (RFC 2775, RFC 3724, RFC 7754), alors même que le reste de ce RFC ne fait que citer des pratiques violant ce principe.

Ce RFC 8404 se veut, on l'a dit, une description de pratiques actuelles, et prétend hypocritement « ne pas forcément soutenir toutes les pratiques présentées ici ». En effet, tous les exemples cités par la suite sont réellement utilisées mais pas forcément par tous les opérateurs. C'est une des choses les plus désagréables de ce RFC que de laisser entendre que tous les opérateurs seraient unanimes dans leur désir de lire les communications de leurs clients, voire de les modifier. (Par exemple en utilisant le terme tribal de community pour parler des opérateurs réseau, comme s'ils étaient un clan unique, d'accord sur l'essentiel.)

Il est exact qu'au début de l'Internet, rien ou presque n'était chiffré. Tout circulait en clair, en partie parce que la perte de performances semblait excessive, en partie parce que les États faisaient tout pour décourager le chiffrement et limiter son usage, en partie parce que la menace semblait lointaine (même les plus paranoïaques des experts en sécurité ne se doutaient pas que la surveillance atteignait les proportions révélées par Snowden.) Certains opérateurs ont alors pris de mauvaises habitudes, en examinant en détail les communications, à des fins plus ou moins innocentes. Les choses changent aujourd'hui, avec un déploiement plus important du chiffrement, et ces mauvaises pratiques doivent donc disparaitre, ce que les auteurs du RFC ont du mal à avaler.

Des premiers exemples de ces mauvaises pratiques sont données en section 1.2. Par exemple, le RFC cite un rapport de l'EFF montrant que certains opérateurs inséraient des données dans les flux SMTP, notamment à des fins de suivi des utilisateurs, et, pour empêcher ces flux d'être protégés par TLS, retiraient la commande STARTTLS de la négociation (ce qu'on nomme le SSL stripping, cf. RFC 7525, section 3.2). Le RFC ose même dire que pour certains, c'était « considéré comme une attaque » comme si cela n'était pas évident que c'est une attaque ! Notant que le chiffrement systématique empêcherait cette attaque, le RFC demande qu'on fournisse à ces opérateurs réseau malhonnêtes une alternative à leurs pratiques de piratage des sessions !

Un autre exemple donné est celui des réseaux d'entreprise où il y a, dit le RFC, un « accord » pour que le contenu du trafic des employés soit surveillé par le patron (dans la réalité, il n'y a pas d'accord, cette surveillance est une condition de l'embauche). Ce serait donc un cas radicalement différent de celui des réseaux publics, via le FAI, où il n'y a pas de tel « accord » et, pourtant, déplore le RFC, le chiffrement rend cette surveillance plus difficile. (Ce point particulier a fait l'objet de nombreux débats lors de la mise au point de la version 1.3 du protocole TLS, qui visait en effet à rendre la surveillance plus difficile. Cf. RFC 8446.)

À partir de la section 2, commence le gros du RFC, les études de cas. Le RFC est très détaillé et je ne vais pas tout mentionner ici. Notons que la section 2 commence par du chantage : si on ne donne pas accès aux opérateurs au contenu des communications, ils « vont déployer des méthodes regrettables du point de vue de la sécurité », et il faut donc leur donner les données, pour éviter qu'ils n'utilisent des moyens encore pires.

D'abord, ce sont les chercheurs qui effectuent des mesures sur l'Internet (par exemple CAIDA) qui sont mentionnés pour expliquer que le chiffrement va rendre ces études bien plus difficiles. (Au passage, puisque le RFC ne le dit pas, signalons que la science ne justifie pas tout et que ces études doivent se conformer à l'éthique, comme tout le monde.) Le RFC oublie de dire que beaucoup de ces études n'utilisent que l'en-tête IP, et parfois les en-têtes TCP et UDP, qui ne sont pas affectés par le chiffrement. Comme cette réthorique est souvent présente dans ce RFC, cela vaut la peine de préciser : les techniques de chiffrement les plus déployées aujourd'hui (TLS et, loin derrière, SSH) laissent intacts les en-têtes IP et TCP, que les chercheurs peuvent donc regarder comme avant. IPsec, lui, masque l'en-tête TCP (et, dans certains cas, une partie de l'information venue de l'en-tête IP), mais il est très peu utilisé dans l'Internet public (à part une partie de l'accès au VPN de l'entreprise). QUIC, s'il sera un jour déployé massivement, dissimulera également une partie de l'information de couche 4. Bref, aujourd'hui, la partie en clair du trafic donne déjà plein d'information.

Après les chercheurs, le RFC cite les opérateurs qui regardent en détail un flux réseau pour déboguer des problèmes applicatifs. Là encore, l'exemple est très malhonnête :

• Comme indiqué ci-dessus, la partie non chiffrée du paquet reste accessible. Si on veut déboguer des problèmes TCP subtils, du genre la fenêtre qui ne s'ouvre pas assez, même si TLS est utilisé, l'information TCP complète reste disponible, avec la taille de la fenêtre, les numéros de séquence et tout le toutim.
• Mais, surtout, quel opérateur réseau débogue ainsi les problèmes applicatifs de ces clients ? Vous croyez vraiment que M. Michu, client d'un FAI grand public, va pouvoir solliciter l'aide d'un expert qui va lancer Wireshark pour résoudre les problèmes WebRTC de M. Michu ? (C'est l'exemple donné par le RFC : « ma vidéo haute définition est hachée ». S'il existe un FAI dont le support accepte de traiter ce genre de problèmes, je veux bien son nom.)
• Dans des discussions privées, on m'a parfois dit qu'il ne s'agissait pas de FAI grand public, qui ne passeront en effet jamais du temps sur ces problèmes, mais d'opérateurs ayant une clientèle de grandes entreprises, pour lesquelles ils jouent un rôle de conseil et d'assistance sur les problèmes réseaux. Mais, si le client est volontaire, et veut vraiment qu'on l'aide, rien ne l'empêche de couper le chiffrement ou de demander aux applications d'afficher de l'information de déboguage détaillée.

Le RFC ne mentionne pas assez que le développement du chiffrement est en bonne partie le résultat des pratiques déplorables de certains opérateurs. Si on fait tout passer sur le port 443 (celui de HTTPS), et en chiffré, c'est précisément parce que des opérateurs se permettaient, en violation du principe de neutralité, de traiter différemment les applications, se fiant au port TCP utilisé pour reconnaitre les différentes applications. Refusant de comprendre ce problème, le RFC déplore au contraire que « tout le monde étant sur le port 443, on ne peut plus détecter certains applications afin de les prioriser », et affirme que cela justifie le DPI. Pas un seul questionnement sur la légitimité de ce traitement différencié. (Notez également un truc réthorique très malhonnête : parler de prioriser certaines applications. Comme la capacité du réseau est finie, si on en priorise certaines applications, on en ralentit forcément d'autres. Mais c'est plus vendeur de dire qu'on priorise que d'admettre qu'on discrimine.) Pour éviter de dire ouvertement qu'on viole la neutralité du réseau, le RFC la redéfinit en disant qu'il n'y a pas violation de la neutralité si on différencie entre applications, seulement si on différencie entre utilisateurs.

Il n'y a évidemment pas que les opérateurs réseau qui sont responsables de la surveillance et de l'interférence avec les communications. La section 2.4 du RFC rappelle à juste titre que les opérateurs travaillent dans un certain cadre légal et que l'État les oblige souvent à espionner (ce qui s'appelle en novlangue « interception légale ») et à censurer. Par exemple, en France, les opérateurs sont censés empêcher l'accès aux sites Web présents sur la liste noire (secrète) du ministère de l'intérieur. Le chiffrement rend évidemment plus difficile ces activités (c'est bien son but !) Le RFC note par exemple que le filtrage par DNS menteur, la technique de censure la plus commune en Europe, est plus difficile si on utilise le chiffrement du RFC 7858 pour parler à un résolveur DNS externe, et traite cela comme si c'était un problème, alors que c'est au contraire le résultat attendu (s'il n'y avait pas de surveillance, et pas d'interférence avec le trafic réseau, le chiffrement serait inutile).

Mais le RFC mélange tout par la suite, en citant comme exemple de filtrage légitime le contrôle parental. Il n'y a nul besoin qu'il soit fait par le FAI, puisqu'il est souhaité par le client, il peut être fait sur les machines terminales, ou dans le routeur de la maison. C'est par exemple ce qui est fait par les bloqueurs de publicité, qui ne sont pas une violation de la neutralité du réseau puisqu'ils ne sont pas dans le réseau, mais sur la machine de l'utilisateur, contrôlée par elle ou lui.

Un autre exemple où le RFC déplore que le chiffrement empêche une pratique considérée par l'opérateur comme utile est celui du zero rating, cette pratique où l'accès à certains services fait l'objet d'une tarification réduite ou nulle. Le chiffrement, note le RFC, peut servir à dissimuler les services auxquels on accède. Là encore, on peut se demander si c'est vraiment un problème : le zero rating est également une violation de la neutralité du réseau, et ce n'est pas forcément mauvais qu'il devienne plus difficile à déployer.

Mais l'exemple suivant est bien pire, et beaucoup plus net. La section 2.3.4 du RFC décrit la pratique de modification des flux HTTP, notamment l'insertion d'en-têtes. Plusieurs vendeurs de matériel fournissent des équipements permettant d'« enrichir » les en-têtes, en ajoutant des informations personnelles, comme le numéro de téléphone, permettant un meilleur ciblage par les publicitaires. Et ils n'en ont même pas honte, annonçant cyniquement cette capacité dans leurs brochures. Et le RFC décrit cette pratique en termes neutres, sans préciser qu'elle est mauvaise, devrait être interdite, et que le chiffrement permet heureusement de la rendre plus difficile ! La soi-disant neutralité de la description mène donc à décrire des pratiques scandaleuses au même niveau que l'activité normale d'un opérateur réseaux. Le RFC cite bien le RFC 8165, qui condamne cette pratique, mais n'en tire pas les conséquences, demandant, là encore, qu'on fournisse aux opérateurs malhonnêtes un moyen de continuer ces opérations (par exemple par une insertion des données personnelles directement par le logiciel sur la machine du client, ce qui est possible dans le monde du mobile, beaucoup plus fermé et contrôlé), et ce malgré le chiffrement.

La section 3.1.2 du RFC revient sur les buts de la surveillance, lorsqu'on gère un réseau. Elle mentionne plusieurs de ces buts, par exemple :

• Détection de logiciel malveillant. À noter que lui, de toute façon, ne va pas se laisser arrêter par une interdiction du chiffrement.
• Conformité avec des règles imposant la surveillance, qui existent par exemple dans le secteur bancaire. On pourrait garder le chiffrement de bout en bout tout en respectant ces règles, si chaque application enregistrait toutes ses communications. C'est évidemment la bonne solution technique (section 3.2.1 du RFC) mais, à l'heure actuelle, beaucoup de ces applications sont fermées, n'enregistrent pas, et ne permettent pas de traçabilité. (Notons aussi que des normes comme PCI imposent la traçabilité, mais n'imposent pas d'utiliser du logiciel libre, ce qui est assez incohérent. La quadrature du cercle - sécuriser les communications contre l'écoute, tout en permettant l'audit - n'est soluble qu'avec des applications qu'on peut examiner, et qui enregistrent ce qu'elles font.)
• Opposition à la fuite de données. La « sécurité » souvent mentionnée est en fait un terme vague recouvrant beaucoup de choses. La sécurité de qui et de quoi, faut-il se demander. Ici, il est clair que le patronat et l'État voudraient rendre plus difficile le travail de lanceurs d'alerte, par exemple WikiLeaks. En France, une loi sur « le secret des affaires » fournit aux entreprises qui veulent dissimuler leurs mauvaises actions une défense juridique contre la vérité. La limitation du chiffrement vise à ajouter une défense technique, pour empêcher le ou la lanceur d'alerte d'envoyer des informations discrètement au Canard enchaîné.

La section 3.2 du RFC mentionne d'autres exemples d'usages actuels que le chiffrement massif peut gêner. Par exemple, elle cite la lutte contre le spam en notant que le chiffrement du courrier (par exemple avec PGP ou DarkMail) empêche un intermémdiaire (comme le serveur de messagerie) de lutter contre le spam. (La bonne solution est évidemment de faire l'analyse du spam sur la machine finale, par exemple avec bogofilter.)

Les révélations de Snowden ont montré que l'espionnage des liaisons internes aux organisations était une pratique courante de la NSA. Pendant longtemps, beaucoup d'administrateurs réseau ont considéré que « pas besoin d'utiliser HTTPS, c'est un site Web purement interne ». C'était une grosse erreur technique (l'attaquant est souvent interne, et les attaques contre le DNS ou le routage peuvent donner accès aux communications censées être internes) et elle a donc logiquement été exploitée. Aujourd'hui, les organisations sérieuses chiffrent systématiquement, même en interne.

Mais en même temps, beaucoup d'entreprises ont en interne des règles qui autorisent la surveillance de toutes les communications des employés. (En France, il existe des limites à cette surveillance, mais pas aux États-Unis. Le RFC rappelle juste que certaines politiques définies par le patron autorisent des accès protégés contre la surveillance, par exemple pour se connecter à sa banque. Écrit avec un point de vue très états-unien, le RFC ne mentionne que les politiques de la direction, pas les limites légales.) Techniquement, cela passe, par exemple, par des relais qui terminent la session TLS, examinent le contenu de la communication, puis démarrent une nouvelle session avec le serveur visé. Cela permet par exemple de détecter le logiciel malveillant que la machine Windows télécharge via une page Web piégée. Ou bien une attaque XSS que l'utilisateur n'a pas vue. (Notez que, par une incohérence fréquente en entreprise, la sécurité est présentée comme absolument essentielle, mais les postes de travail tournent sur Windows, certainement la cible la plus fréquente de ces logiciels malveillants.) Mais cela permet aussi de surveiller les communications des employés.

Si le but est de se protéger contre le logiciel malveillant, une solution simple est de faire l'examen des messages suspects sur la machine terminale. Cela peut être plus compliqué à déployer mais, normalement, c'est faisable à la fois juridiquement puisque cette machine appartient à l'entreprise, et techniquement puisqu'elle est a priori gérée à distance.

La section 5 du RFC détaille certaines techniques de surveillance pour des systèmes particuliers. Par exemple, les fournisseurs de messagerie examinent les messages, notamment pour déterminer s'il s'agit de spam. SMTP sur TLS ne gêne pas cette technique puisqu'il est de serveur à serveur, pas de bout en bout. Même PGP ou S/MIME n'empêchent pas l'examen des métadonnées, qui peuvent être suffisante pour détecter le spam.

De même (section 6 du RFC), TLS ne masque pas tout et permet quand même certaines activités de surveillance. Ainsi, le nom du serveur contacté, indiqué dans l'extension TLS SNI (Server Name Indication, section 3 du RFC 6066) n'est pas chiffré et peut donc être vu. (Des efforts sont en cours actuellement à l'IETF pour boucher cette faille dans la protection de la vie privée, et semblent bien avancer.)

En résumé, ce RFC, qui a commencé comme très « anti-chiffrement » a été un peu modifié lors des très vives discussions qu'il a généré à l'IETF, et essaie désormais de ménager la chèvre et le chou. La tonalité demeure quand même hostile au chiffrement sérieux, mais on y trouve suffisamment d'éléments techniques précis pour que tout le monde puisse y trouver une lecture intéressante.

Voici un nouveau moyen d'envoyer des requêtes DNS, DoH (DNS over HTTPS). Requêtes et réponses, au lieu de voyager directement sur UDP ou TCP sont encapsulées dans HTTP, plus exactement HTTPS. Le but ? Il s'agit essentiellement de contourner la censure, en fournissant un canal sécurisé avec un serveur supposé digne de confiance. Et le chiffrement sert également à préserver la vie privée du client. Toutes ces fonctions pourraient être assurées en mettant le DNS sur TLS (RFC 7858) mais DoH augmente les chances de succès puisque le trafic HTTPS est rarement bloqué par les pare-feux, alors que le port 853 utilisé par DNS-sur-TLS peut être inaccessible, vu le nombre de violations de la neutralité du réseau. DoH marque donc une nouvelle étape dans la transition vers un Internet « port 443 seulement ».

La section 1 du RFC détaille les buts de DoH. Deux buts principaux sont décrits :

• Le premier, et le plus important, est celui indiqué au paragraphe précédent : échapper aux middleboxes qui bloquent le trafic DNS, ou bien le modifient. De telles violations de la neutralité du réseau sont fréquentes, imposées par les États ou les entreprises à des fins de censure, ou bien décidées par les FAI pour des raisons commerciales. Dans la lutte sans fin entre l'épée et la cuirasse, le DNS est souvent le maillon faible : infrastructure indispensable, il offre une cible tentante aux attaquants. Et il est utilisable pour la surveillance (cf. RFC 7626). DNS-sur-TLS, normalisé dans le RFC 7858, était une première tentative de protéger l'intégrité et la confidentialité du trafic DNS par la cryptographie. Mais il utilise un port dédié, le port 853, qui peut être bloqué par un intermédiaire peu soucieux de neutralité du réseau. Dans de nombreux réseaux, hélas, le seul protocole qui soit à peu près sûr de passer partout est HTTPS sur le port 443. D'où la tendance actuelle à tout mettre sur HTTP.
• Il y a une deuxième motivation à DoH, moins importante, la possibilité de faire des requêtes DNS complètes (pas seulement des demandes d'adresses IP) depuis des applications JavaScript tournant dans le navigateur, et tout en respectant CORS.

L'annexe A de notre RFC raconte le cahier des charges du protocole DoH de manière plus détaillée :

• Sémantique habituelle de HTTP (on ne change pas HTTP),
• Possibilité d'exprimer la totalité des requêtes et réponses DNS actuelles, d'où le choix de l'encodage binaire du DNS et pas d'un nouvel encodage, par exemple en JSON, plus simple mais limité à un sous-ensemble du DNS,
• Et aussi des « non-considérations » : DoH n'avait pas à traiter le cas des réponses synthétisées, comme DNS64, ni celui des réponses à la tête du client, ni le HTTP tout nu sans TLS.

Passons maintenant à la technique. DoH est un protocole très simple. Au hackathon de l'IETF en mars 2018 à Londres, les sept ou huit personnes travaillant sur DoH avaient très vite réussi à créer clients et serveurs, et à les faire interopérer (même moi, j'y étais arrivé). Vous pouvez lire le compte-rendu du hackathon, et la présentation quelques jours après au groupe de travail DoH.)

DoH peut s'utiliser de plusieurs façons : c'est une technique, pas une politique. Néanmoins, son principal usage sera entre un résolveur simple, situé sur la machine de l'utilisateur ou quelque part dans son réseau local, et un résolveur complet situé plus loin dans le réseau (section 1 du RFC). Ce résolveur simple peut être un démon comme stubby ou systemd, ou bien l'application elle-même (ce qui me semble personnellement une mauvaise idée, car cela empêche de partager configuration et cache). À l'heure actuelle, les serveurs faisant autorité ne parlent pas DoH et il n'est pas prévu qu'ils s'y mettent à brève échéance. Le schéma suivant montre l'utilisation typique de DoH : l'application (le client final) parle à un résolveur simple, en utilisant le protocole DNS (ce qui évite de mettre du DoH dans toutes les applications), le résolveur simple parlera en DoH avec un résolveur de confiance situé quelque part dans l'Internet, et ce résolveur de confiance utilisera le DNS pour parler aux serveurs faisant autorité (soit il sera lui-même un résolveur complet, soit il parlera à un résolveur classique proche de lui, et le serveur DoH sera alors un proxy comme décrit dans le RFC 5625) :

Les requêtes et réponses DNS (RFC 1034 et RFC 1035) ont leur encodage habituel (le DNS est un protocole binaire, donc je ne peux pas faire de copier/coller pour montrer cet encodage), la requête est mise dans le chemin dans l'URL ou dans le corps d'une requête HTTP (RFC 7540), la réponse se trouvera dans le corps de la réponse HTTP. Toute la sécurité (intégrité et confidentialité) est assurée par TLS (RFC 8446), via HTTPS (RFC 2818). Un principe essentiel de DoH est d'utiliser HTTP tel quel, avec ses avantages et ses inconvénients. Cela permet de récupérer des services HTTP comme la négociation de contenu, la mise en cache, l'authentification, les redirections, etc.

La requête HTTP elle-même se fait avec les méthodes GET ou POST (section 4 du RFC), les deux devant être acceptées (ce qui fut le sujet d'une assez longue discussion à l'IETF.) Quand la méthode utilisée est GET, la variable nommée dns est le contenu de la requête DNS, suivant l'encodage habituel du DNS, surencodée en Base64, plus exactement la variante base64url normalisée dans le RFC 4648. Et, avec GET, le corps de la requête est vide (RFC 7231, section 4.3.1). Quand on utilise POST, la requête DNS est dans le corps de la requête HTTP et n'a pas ce surencodage. Ainsi, la requête avec POST sera sans doute plus petite, mais par contre GET est certainement plus apprécié par les caches.

On l'a dit, DoH utilise le HTTP habituel. L'utilisation de HTTP/2, la version 2 de HTTP (celle du RFC 7540) est très recommandée, et clients et serveurs DoH peuvent utiliser la compression et le remplissage que fournit HTTP/2 (le remplissage étant très souhaitable pour la vie privée). HTTP/2 a également l'avantage de multiplexer plusieurs ruisseaux (streams) sur la même connexion HTTP, ce qui évite aux requêtes DoH rapides de devoir attendre le résultat d'une requête lente qui aurait été émise avant. (HTTP 1, lui, impose le respect de l'ordre des requêtes.) HTTP/2 n'est pas formellement imposé, car on ne peut pas forcément être sûr du comportement des bibliothèques utilisées, ni de celui des différents relais sur le trajet.

Requêtes et réponses ont actuellement le type MIME application/dns-message, mais d'autres types pourront apparaitre dans le futur (par exemple fondés sur JSON et non plus sur l'encodage binaire du DNS, qui n'est pas amusant à analyser en JavaScript). Le client DoH doit donc inclure un en-tête HTTP Accept: pour indiquer quels types MIME il accepte. En utilisant HTTP, DoH bénéfice également de la négociation de contenu HTTP (RFC 7231, section 3.4).

Petit détail DNS : le champ ID (identification de la requête) doit être mis à zéro. Avec UDP, il sert à faire correspondre une requête et sa réponse mais c'est inutile avec HTTP, et cela risquerait d'empêcher la mise en cache de deux réponses identiques mais avec des ID différents.

En suivant la présentation des requêtes HTTP du RFC 7540 (rappelez-vous que HTTP/2, contrairement à la première version de HTTP, a un encodage binaire), cela donnerait, par exemple :

:method = GET
:scheme = https
:authority = dns.example.net
:path = /?dns=AAABAAABAAAAAAAAA3d3dwdleGFtcGxlA2NvbQAAAQAB
accept = application/dns-message
    

(Si vous vous le demandez, AAABAAABAAAAAAAAA3d3dwdleGFtcGxlA2NvbQAAAQAB est une requête DNS pour l'adresse IPv4 de www.example.com.)

Et la réponse HTTP ? Aujourd'hui, elle est forcément de type MIME application/dns-message, mais d'autres types pourront apparaitre. En attendant, le corps de la réponse HTTP est une réponse DNS avec son encodage binaire habituel normalisé dans le RFC 1035, section 4.1 (tel qu'utilisé pour UDP ; notez que HTTP permettant d'indiquer la longueur du message, les deux octets de longueur utilisés par le DNS au-dessus de TCP ne sont pas nécessaires et sont donc absents).

Le serveur DoH doit mettre un code de retour HTTP (RFC 7231). 200 signifie que la requête HTTP a bien été traitée. Mais cela ne veut pas dire que la requête DNS, elle, ait connu un succès. Si elle a obtenu une erreur DNS NXDOMAIN (nom non trouvé) ou SERVFAIL (échec de la requête), le code de retour HTTP sera quand même 200, indiquant qu'il y a une réponse DNS, même négative. Le client DoH, en recevant ce 200, devra donc analyser le message DNS et y trouver le code de retour DNS (NOERROR, NXDOMAIN, REFUSED, etc). Le serveur DoH ne mettra un code d'erreur HTTP que s'il n'a pas du tout de réponse DNS à renvoyer. Il mettra 403 s'il refuse de servir ce client DoH, 429 si le client fait trop de requêtes (RFC 6585), 500 si le serveur DoH a une grosse bogue, 415 si le type MIME utilisé n'est pas connu du serveur, et bien sûr 404 si le serveur HTTP ne trouve rien à l'URL indiqué par exemple parce que le service a été retiré. Dans tous ces cas, il n'y a pas de réponse DNS incluse. La sémantique de ces codes de retour, et le comportement attendu du client, suit les règles habituelles de HTTP, sans spécificité DoH. (C'est un point important et général de DoH : c'est du DNS normal sur du HTTP normal). Par exemple, lorsque le code de retour commence par un 4, le client n'est pas censé réessayer la même requête sur le même serveur : elle donnera forcément le même résultat.

Voici un exemple de réponse DoH :

:status = 200
content-type = application/dns-message
content-length = 61
cache-control = max-age=3709
[Les 61 octets, ici représentés en hexadécimal pour la lisibilité]
   00 00 81 80 00 01 00 01  00 00 00 00 03 77 77 77
   07 65 78 61 6d 70 6c 65  03 63 6f 6d 00 00 1c 00
   01 c0 0c 00 1c 00 01 00  00 0e 7d 00 10 20 01 0d
   b8 ab cd 00 12 00 01 00  02 00 03 00 04
    

La réponse DNS signifie « l'adresse de www.example.com est 2001:db8:abcd:12:1:2:3:4 et le TTL est de 3709 secondes [notez comme il est repris dans le Cache-control: HTTP] ».

Comment un client DoH trouve-t-il le serveur ? La section 3 du RFC répond à cette question. En gros, c'est manuel. DoH ne fournit pas de mécanisme de sélection automatique. Concevoir un tel mécanisme et qu'il soit sécurisé est une question non triviale, et importante : changer le résolveur DNS utilisé par une machine revient quasiment à pirater complètement cette machine. Cela avait fait une très longue discussion au sein du groupe de travail DoH à l'IETF, entre ceux qui pensaient qu'un mécanisme automatique de découverte du gabarit faciliterait nettement la vie de l'utilisateur, et ceux qui estimaient qu'un tel mécanisme serait trop facile à subvertir. Donc, pour l'instant, le client DoH reçoit manuellement un gabarit d'URI (RFC 6570) qui indique le serveur DoH à utiliser. Par exemple, un client recevra le gabarit https://dns.example.net/{?dns}, et il fera alors des requêtes HTTPS à dns.example.net, en passant ?dns=[valeur de la requête].

Notez que l'URL dans le gabarit peut comporter un nom de domaine, qui devra lui-même être résolu via le DNS, créant ainsi un amusant problème d'œuf et de poule (cf. section 10 de notre RFC). Une solution possible est de ne mettre que des adresses IP dans l'URL, mais cela peut poser des problèmes pour l'authentification du serveur DoH, toutes les autorités de certification n'acceptant pas de mettre des adresses IP dans le certificat (cf. RFC 6125, section 1.7.2, et annexe B.2).

La section 5 du RFC détaille quelques points liés à l'intégration avec HTTP. D'abord, les caches. DNS et HTTP ont chacun son système. Et entre le client et le serveur aux extrémités, il peut y avoir plusieurs caches DNS et plusieurs caches HTTP, et ces derniers ne connaissent pas forcément DoH. Que se passe-t-il si on réinjecte dans le DNS des données venues d'un cache HTTP ? En général, les réponses aux requêtes POST ne sont pas mises en cache (elles le peuvent, en théorie) mais les requêtes GET le sont, et les implémenteurs de DoH doivent donc prêter attention à ces caches. La méthode recommandée est de mettre une durée de validité explicite dans la réponse HTTP (comme dans l'exemple plus haut avec Cache-control:), en suivant le RFC 7234, notamment sa section 4.2. La durée de validité doit être inférieure ou égale au plus petit TTL de la section principale de la réponse DNS. Par exemple, si un serveur DoH renvoie cette réponse DNS :

ns1.bortzmeyer.org.	27288 IN AAAA 2605:4500:2:245b::42
ns2.bortzmeyer.org.	26752 IN AAAA 2400:8902::f03c:91ff:fe69:60d3
ns4.bortzmeyer.org.	26569 IN AAAA 2001:4b98:dc0:41:216:3eff:fe27:3d3f
    

alors, la réponse HTTP aura un Cache-Control: max-age=26569, le plus petit des TTL.

Si la réponse DNS varie selon le client, le serveur DoH doit en tenir compte pour construire la réponse HTTP. Le but est d'éviter que cette réponse adaptée à un client spécifique soit réutilisée. Cela peut se faire avec Cache-Control: max-age=0 ou bien avec un en-tête Vary: (RFC 7231, section 7.1.4 et RFC 7234, section 4.1) qui va ajouter une condition supplémentaire à la réutilisation des données mises en cache.

S'il y a un en-tête Age: dans la réponse HTTP (qui indique depuis combien de temps cette information était dans un cache Web, RFC 7234, section 5.1), le client DoH doit en tenir compte pour calculer le vrai TTL. Si le TTL DNS dans la réponse est de 600 secondes, mais que Age: indiquait que cette réponse avait séjourné 250 secondes dans le cache Web, le client DoH doit considérer que cette réponse n'a plus que 350 secondes de validité. Évidemment, un client qui veut des données ultra-récentes peut toujours utiliser le Cache-control: no-cache dans sa requête HTTP, forçant un rafraichissement. (Il est à noter que le DNS n'a aucun mécanisme équivalent, et qu'un serveur DoH ne saura donc pas toujours rafraichir son cache DNS.)

La définition formelle du type MIME application/dns-message figure en section 6 de notre RFC, et ce type est désormais enregistré à l'IANA.

La section 8 du RFC est consacrée aux questions de vie privée. C'est à la fois un des principaux buts de DoH (empêcher l'écoute par un tiers) et un point qui a fait l'objet de certaines polémiques, puisque DoH peut être utilisé pour envoyer toutes les requêtes à un gros résolveur public auquel on ne fait pas forcément confiance. Le RFC 7626 traite séparément deux problèmes : l'écoute sur le réseau, et l'écoute effectuée par le serveur. Sur le réseau, DoH protège : tout est chiffré, via un protocole bien établi, TLS. Du fait que le serveur est authentifié, l'écoute par un homme du milieu est également empêchée. DNS sur TLS (RFC 7858) a exactement les mêmes propriétés, mais pour principal inconvénient d'utiliser un port dédié, le 853, trop facile à bloquer. Au contraire, le trafic DoH, passant au milieu d'autres échanges HTTP sur le port 443, est bien plus difficile à restreindre.

Mais et sur le serveur de destination ? Une requête DNS normale contient peu d'informations sur le client (sauf si on utilise la très dangereuse technique du RFC 7871). Au contraire, une requête HTTP est bien trop bavarde : cookies (RFC 6265), en-têtes User-Agent: et Accept-Language:, ordre des en-têtes sont trop révélateurs de l'identité du client. L'utilisation de HTTP présente donc des risques pour la vie privée du client, risques connus depuis longtemps dans le monde HTTP mais qui sont nouveaux pour le DNS. Il avait été envisagé, pendant la discussion à l'IETF, de définir un sous-ensemble de HTTP ne présentant pas ces problèmes, mais cela serait rentré en contradiction avec les buts de DoH (qui étaient notamment de permettre l'utilisation du code HTTP existant). Pour l'instant, c'est donc au client DoH de faire attention. Si la bibliothèque HTTP qu'il utilise le permet, il doit veiller à ne pas envoyer de cookies, à envoyer moins d'en-têtes, etc.

Notez que la question de savoir si les requêtes DoH doivent voyager sur la même connexion que le trafic HTTPS normal (ce que permet HTTP/2, avec son multiplexage) reste ouverte. D'un côté, cela peut aider à les dissimuler. De l'autre, les requêtes HTTP typiques contiennent des informations qui peuvent servir à reconnaitre le client, alors qu'une connexion servant uniquement à DoH serait moins reconnaissable, le DNS étant nettement moins sensible au fingerprinting.

Comme TLS ne dissimule pas la taille des messages, et qu'un observateur passif du trafic, et qui peut en plus envoyer des requêtes au serveur DNS, peut en déduire les réponses reçues, le RFC recommande aux clients DoH de remplir les requêtes DNS selon le RFC 7830.

Le choix de Mozilla d'utiliser DoH pour son navigateur Firefox (voir un compte-rendu de la première expérience) et le fait que, dans certaines configurations, le serveur DoH de Cloudflare était systématiquement utilisé a été très discuté (cf. cette discussion sur le forum des développeurs et cet article du Register). Mais cela n'a rien à voir avec DoH : c'est le choix d'utiliser un résolveur public géré par un GAFA qui est un problème, pas la technique utilisée pour accéder à ce résolveur public. DNS-sur-TLS aurait posé exactement le même problème. Si Mozilla a aggravé les choses avec leur discours corporate habituel (« nous avons travaillé très dur pour trouver une entreprise de confiance »), il faut rappeler que le problème de la surveillance et de la manipulation des requête et réponses DNS par les FAI est un problème réel (essayez de demander à votre FAI s'il s'engage à ne jamais le faire). On a vu plus haut que DoH ne prévoit pas de système de découverte du serveur. Il faut donc que cela soit configuré en dur (un travail supplémentaire pour les utilisateurs, s'il n'y a pas de résolveur par défaut). En tout cas, le point important est que DoH (ou DNS-sur-TLS) ne protège la vie privée que si le serveur DoH est honnête. C'est une limitation classique de TLS : « TLS permet de s'assurer qu'on communique bien avec Satan, et qu'un tiers ne peut pas écouter ». Mais DoH n'impose pas d'utiliser un serveur public, et impose encore moins qu'il s'agisse d'un serveur d'un GAFA.

La section 9 de notre RFC traite des autres problèmes de sécurité. D'abord, sur la relation entre DoH et DNSSEC. C'est simple, il n'y en a pas. DNSSEC protège les données, DoH protège le canal (une distinction que les promoteurs de DNSCurve n'ont jamais comprise). DNSSEC protège contre les modifications illégitimes des données, DoH (ou bien DNS-sur-TLS) protège contre l'écoute illégitime. Ils résolvent des problèmes différents, et sont donc tous les deux nécessaires.

Quant à la section 10 du RFC, elle expose diverses considérations pratiques liées à l'utilisation de DoH. Par exemple, si un serveur faisant autorité sert des réponses différentes selon l'adresse IP source du client (RFC 6950, section 4), utiliser un résolveur public, qu'on y accède via DoH ou par tout autre moyen, ne donnera pas le résultat attendu, puisque l'adresse IP vue par le serveur faisant autorité sera celle du résolveur public, probablement très distincte de celle du « vrai » client. Un exemple similaire figure dans le RFC : une technique comme DNS64 (RFC 6147) risque fort de ne pas marcher avec un résolveur DNS extérieur au réseau local.

Quelles sont les mises en œuvre de DoH ? Le protocole est assez récent donc votre système favori n'a pas forcément DoH, ou alors c'est seulement dans les toutes dernières versions. Mais DoH est très simple à mettre en œuvre (c'est juste la combinaison de trois protocoles bien maitrisés, et pour lesquels il existe de nombreuses bibliothèques, DNS, HTTP et TLS) et le déploiement ne devrait donc pas poser de problème.

Voyons maintenant ce qui existe, question logiciels et serveurs. On a vu que Cloudflare a un serveur public, le fameux 1.1.1.1 étant accessible en DoH (et également en DNS-sur-TLS). Je ne parlerai pas ici de la question de la confiance qu'on peut accorder à ce serveur (je vous laisse lire sa politique de vie privée et l'évaluer vous-même), qui avait été contestée lors de la polémique Mozilla citée plus haut. Cloudflare fournit également une bonne documentation sur DoH, avec une explication de l'encodage. Enfin, Cloudflare fournit un résolveur simple (comme stubby ou systemd cités plus haut) qui est un client DoH, cloudflared.

Un autre serveur DoH public, cette fois issu du monde du logiciel libre, est celui de l'équipe PowerDNS, https://doh.powerdns.org/ (cf. leur annonce). Il utilise leur logiciel dnsdist.

Vous trouverez une liste de serveurs DoH publics chez DefaultRoutes ou bien chez curl ou encore sur le portail dnsprivacy.org. Testons ces serveurs DoH publics avec le programme doh-nghttp.c, qui avait été écrit au hackathon IETF 101, on lui donne l'URL du serveur DoH, et le nom à résoudre, et il cherche l'adresse IPv4 correspondant à ce nom :

% ./doh-nghttp https://doh.powerdns.org/ www.bortzmeyer.org
The address is 204.62.14.153

% ./doh-nghttp  https://1.1.1.1/dns-query www.bortzmeyer.org 
The address is 204.62.14.153

% ./doh-nghttp  https://doh.defaultroutes.de/dns-query www.bortzmeyer.org 
The address is 204.62.14.153

% ./doh-nghttp   https://mozilla.cloudflare-dns.com/dns-query www.bortzmeyer.org
The address is 204.62.14.153
    

Parfait, tout a bien marché. Un autre serveur DoH a la particularité d'être un résolveur menteur (regardez son nom) :

% ./doh-nghttp    https://doh.cleanbrowsing.org/doh/family-filter/ www.bortzmeyer.org
The address is 204.62.14.153

% ./doh-nghttp    https://doh.cleanbrowsing.org/doh/family-filter/ pornhub.com       
The search had no results, and a return value of 8. Exiting.

% ./doh-nghttp https://doh.powerdns.org/   pornhub.com      
The address is 216.18.168.16
    

Bon, et si je veux faire mon propre serveur DoH, on a quelles solutions ? Voyons d'abord le doh-proxy de Facebook. On lui indique le résolveur qu'il va utiliser (il n'est pas inclus dans le code, il a besoin d'un résolveur complet, a priori sur la même machine ou le même réseau local) :

% doh-proxy --port=9443 --upstream-resolver=192.168.2.254 --certfile=server.crt --keyfile=server.key --uri=/
2018-09-27 10:04:21,997:     INFO: Serving on <Server sockets=[<socket.socket fd=6, family=AddressFamily.AF_INET6, type=2049, proto=6, laddr=('::1', 9443, 0, 0)>]>

Et posons-lui des questions avec le même client doh-nghttp :

% ./doh-nghttp  https://ip6-localhost:9443/ www.bortzmeyer.org 
The address is 204.62.14.153
   

C'est parfait, il a marché et affiche les visites :

   
2018-09-27 10:04:24,264:     INFO: [HTTPS] ::1 www.bortzmeyer.org. A IN 0 RD
2018-09-27 10:04:24,264:     INFO: [DNS] ::1 www.bortzmeyer.org. A IN 56952 RD
2018-09-27 10:04:24,639:     INFO: [DNS] ::1 www.bortzmeyer.org. A IN 56952 QR/RD/RA 1/0/0 -1/0/0 NOERROR 374ms
2018-09-27 10:04:24,640:     INFO: [HTTPS] ::1 www.bortzmeyer.org. A IN 0 QR/RD/RA 1/0/0 -1/0/0 NOERROR 375ms

Au même endroit, il y a aussi un client DoH :

% doh-client --domain 1.1.1.1 --uri /dns-query --qname www.bortzmeyer.org
2018-09-27 10:14:12,191:    DEBUG: Opening connection to 1.1.1.1
2018-09-27 10:14:12,210:    DEBUG: Query parameters: {'dns': 'AAABAAABAAAAAAAAA3d3dwpib3J0em1leWVyA29yZwAAHAAB'}
2018-09-27 10:14:12,211:    DEBUG: Stream ID: 1 / Total streams: 0
2018-09-27 10:14:12,219:    DEBUG: Response headers: [(':status', '200'), ('date', 'Thu, 27 Sep 2018 08:14:12 GMT'), ('content-type', 'application/dns-message'), ('content-length', '103'), ('access-control-allow-origin', '*'), ('cache-control', 'max-age=5125'), ('expect-ct', 'max-age=604800, report-uri="https://report-uri.cloudflare.com/cdn-cgi/beacon/expect-ct"'), ('server', 'cloudflare-nginx'), ('cf-ray', '460c83ee69f73c53-CDG')]
id 0
opcode QUERY
rcode NOERROR
flags QR RD RA AD
edns 0
payload 1452
;QUESTION
www.bortzmeyer.org. IN AAAA
;ANSWER
www.bortzmeyer.org. 5125 IN AAAA 2001:4b98:dc0:41:216:3eff:fe27:3d3f
www.bortzmeyer.org. 5125 IN AAAA 2605:4500:2:245b::42
;AUTHORITY
;ADDITIONAL
2018-09-27 10:14:12,224:    DEBUG: Response trailers: {}

Ainsi qu'un résolveur simple (serveur DNS et client DoH).

Il ne faut pas confondre ce doh-proxy écrit en Python avec un logiciel du même nom écrit en Rust (je n'ai pas réussi à le compiler, celui-là, des compétences Rust plus avancées que les miennes sont nécessaires).

Et les clients, maintenant ? Commençons par le bien connu curl, qui a DoH est depuis la version 7.62.0 (pas encore publiée à l'heure où j'écris, le développement est documenté ici.) curl (comme Mozilla Firefox) fait la résolution DNS lui-même, ce qui est contestable (il me semble préférable que cette fonction soit dans un logiciel partagé par toutes les applications). Voici un exemple :

% ./src/.libs/curl -v --doh-url  https://doh.powerdns.org/ www.bortzmeyer.org
... [Se connecter au serveur DoH]
* Connected to doh.powerdns.org (2a01:7c8:d002:1ef:5054:ff:fe40:3703) port 443 (#2)
* ALPN, offering h2
...
* SSL connection using TLSv1.2 / ECDHE-RSA-AES256-GCM-SHA384
* Server certificate:
*  subject: CN=doh.powerdns.org
... [Envoyer la requête DoH]
* Using Stream ID: 1 (easy handle 0x5631606cbd50)
> POST / HTTP/2
> Host: doh.powerdns.org
> Accept: */*
> Content-Type: application/dns-message
> Content-Length: 36
...
< HTTP/2 200 
< server: h2o/2.2.5
< date: Thu, 27 Sep 2018 07:39:14 GMT
< content-type: application/dns-message
< content-length: 92
... [On a trouvé la réponse DoH]
* DOH Host name: www.bortzmeyer.org
* TTL: 86392 seconds
* DOH A: 204.62.14.153
* DOH AAAA: 2001:4b98:0dc0:0041:0216:3eff:fe27:3d3f
* DOH AAAA: 2605:4500:0002:245b:0000:0000:0000:0042
... [On peut maintenant se connecter au serveur HTTP - le but
principal de curl - maintenant qu'on a son adresse IP]
* Connected to www.bortzmeyer.org (204.62.14.153) port 80 (#0)
> GET / HTTP/1.1
> Host: www.bortzmeyer.org
> User-Agent: curl/7.62.0-20180927
> Accept: */*
> 

Pour les programmeurs Go, l'excellente bibliothèque godns n'a hélas pas DoH (pour des raisons internes). Du code expérimental avait été écrit dans une branche mais a été abandonné. Les amateurs de Go peuvent essayer à la place cette mise en œuvre (on notera que ce client sait parler DoH mais aussi le protocole spécifique et non-standard du résolveur public Google Public DNS).

Pour les programmeurs C, la référence est la bibliothèque getdns (notez que c'est elle qui a été utilisée pour le client doh-nghttp cité plus haut). Le code DoH est, à la parution du RFC, toujours en cours de développement et pas encore dans un dépôt public. Une fois que cela sera fait, stubby, qui utilise getdns, pourra parler DoH.

Voilà, si vous n'êtes pas épuisé·e·s, il y a encore des choses à lire :

• Plein d'informations sur Doh et ses mises en œuvre chez DefaultRoutes, dont un bon exposé sur DoH,
• Le dépôt git qui avait été utilisé par le groupe de travail DoH,
• Un bon article amusant sur les débuts de DoH.
• Un article de Mozilla sur DoH (l'explication du DNS est assez médiocre mais il y a des dessins, donc cela peut être utile pour présenter DoH à l'école élémentaire). Attention, contient de la propagande corporate.
• L'analyse de Sara Dickinson sur les conséquences de DoH.
• Un intéressant article de fond sur DoH.

D'accord, le titre est vraiment putaclic mais il résume bien le livre. Bruce Schneier se pose la question de la sécurité de l'Internet des Objets, faisant notamment remarquer que le conséquences d'une panne ou d'une attaque changent. Contrairement à la sécurité informatique classique, avec l'Internet des Objets, il peut y avoir des conséquences dans le monde physique, y compris des conséquences mortelles.

Schneier est l'auteur de nombreux livres sur la sécurité (pas forcément uniquement la sécurité informatique). Il explique toujours bien et synthétise avec talent les questions de sécurité. C'est d'autant plus méritoire que la sécurité est un sujet hautement politisé, où il est difficile de parler sérieusement. Pensons par exemple aux mesures adoptées pour lutter contre l'ennemi djihadiste. Dès qu'on fait entendre un point de vue critique, ou simplement nuancé, on se fait accuser d'être « trop mou face au terrorisme » voire « complice des terroristes ». Schneier appelle au contraire à envisager la sécurité comme un sujet sérieux, et donc à s'abstenir de ce genre d'accusations tranchantes. Dans ses livres (comme « Beyond Fear ») et sur son blog, il remet sans cesse en cause les certitudes, critique le « show sécuritaire », demande qu'on évalue les mesures de sécurité, leur efficacité et leur coût, au lieu de simplement dire « il faut faire quelque chose, peu importe quoi ».

Le sujet de ce livre (plutôt un essai relativement court) est l'Internet des Objets. C'est un terme marketing, flou et mal défini. Schneier lui préfère celui d'« Internet+ », dont il reconnait qu'il n'est pas meilleur mais qu'il a l'avantage de forcer à reconsidérer de quoi on parle. En gros, il y a aujourd'hui énormément d'« objets » connectés à l'Internet. Ils ont en commun d'être des ordinateurs, mais de ne pas être perçus comme tels. Ce sont des ordinateurs, car ils en ont le matériel et surtout le logiciel, avec ses bogues et ses failles de sécurité. (Pour paraphraser l'auteur, « Un grille-pain moderne est un ordinateur avec des résistances chauffantes en plus ».) Mais ils ne sont pas perçus comme tels, donc le logiciel ne fait l'objet d'aucune analyse de sécurité, le problème de la mise à jour n'est pas envisagé, et les sociétés qui produisent ces objets n'ont aucune culture de sécurité, et refont en 2018 les erreurs que l'industrie informatique faisait il y a 20 ans (mots de passe par défaut, menaces judiciaires contre ceux qui signalent des failles de sécurité, tentative d'empêcher la rétro-ingénierie, affirmations grotesques du genre « notre système est parfaitement sécurisé »). La sécurité des objets connectés, de l'« Internet+ » est donc abyssalement basse. À chaque conférence de sécurité, on a de nombreux exposés montrant la facilité avec laquelle ces objets peuvent être piratés. Schneier cite une classe de politique du monde numérique où, au cours d'un travail pratique, la moitié des étudiants ont réussi à pirater une poupée connectée, alors même qu'ils et elles sont des juristes ou des étudiants en sciences politiques, pas des pentesteurs.

Tant que l'object connecté est une brosse à dents, et que le piratage a pour seule conséquence d'empêcher cette brosse de fonctionner, ce n'est pas trop grave. Mais beaucoup d'objets ont des capacités bien plus étendues, et qui touchent le monde physique (d'où le titre sensationnaliste du livre). Si l'objet est une voiture, ou un dispositif de sécurité d'une usine, ou un appareil électrique potentiellement dangereux, les conséquences peuvent être bien plus graves. On est loin des problèmes de sécurité de WordPress, où la seule conséquence en cas de piratage est l'affichage d'un message moqueur sur la page d'accueil du site Web !

(Je rajoute, à titre personnel - ce n'est pas dans le livre, qu'il est scandaleux que, pour beaucoup d'objets, l'acheteur n'ait plus le choix. Aujourd'hui, acheter une télévision ou une voiture qui ne soit pas connectée, est devenu difficile, et demain, ce sera impossible. Un changement aussi crucial dans nos vies a été décidé sans que le citoyen ait eu son mot à dire.)

Schneier explique en détail les raisons techniques, pratiques et financières derrière l'insécurité informatique mais il note que cette insécurité ne déplait pas à tout le monde. Des services étatiques comme la NSA (dont la mission est justement de pirater des systèmes informatiques) aux entreprises qui gagnent de l'argent en exploitant des données personnelles, des tas d'organisations profitent de cette insécurité, ce qui est une des raisons pour laquelle elle ne se réduit guère. (Pour la NSA, Schneier préconise de la séparer en deux organisations radicalement distinctes, une chargée de l'attaque et une de la défense. Actuellement, la NSA est censée faire les deux, et, en pratique, l'attaque est toujours jugée plus importante. Cela amène la NSA, par exemple, à ne pas transmettre aux auteurs de logiciels les failles de sécurité détectées, de façon à pouvoir les exploiter. Le système français a aussi ses défauts mais, au moins, l'attaque - armée et DGSE - et la défense - ANSSI - sont clairement séparées, et la défense ne dépend pas de l'armée ou de la police, qui sont intéressées à conserver l'insécurité informatique.)

Notez que le livre est clairement écrit d'un point de vue états-unien et parle surtout de la situation dans ce pays.

Et les solutions ? Parce que ce n'est pas tout de faire peur aux gens, avec des scénarios qui semblent sortis tout droit des séries télé « Black Mirror » ou « Mr Robot ». Il faut chercher des solutions. L'auteur expose successivement le quoi, le comment et le qui. Le quoi, c'est le paysage que nous voudrions voir émerger, celui d'un « Internet+ » dont la sécurité ne soit pas risible, comme elle l'est actuellement. Les solutions ne vont pas de soi, car elles auront forcément un coût, et pas uniquement en argent, mais aussi en facilité d'usage et en générativité (pour reprendre le terme de Jonathan Zittrain, qui désigne ainsi la capacité d'une technique à faire des choses non prévues par ses concepteurs). Un exemple d'un choix difficile : le logiciel de l'objet doit-il être mis à jour automatiquement et à distance ? Du point de vue de la sécurité, c'est clairement oui, mais cela ouvre des tas de problèmes, comme la possibilité pour le vendeur de garder un contrôle sur l'objet vendu (cf. RFC 8240 pour les détails). Autre point qui sera difficile à avaler (et l'auteur n'en parle d'ailleurs que très peu) : il ne faudra pas tout connecter. Connecter des frigos et des télés à l'Internet est peut-être pratique et sexy mais c'est dangereusement irresponsable.

Le comment, ce sont les moyens d'y arriver. Et le qui, c'est la question brûlante de savoir quelle organisation va devoir agir.

Schneier ne croit pas au marché, qui a largement démontré son incapacité à résoudre les problèmes de sécurité. Cela semble une évidence mais il ne faut pas oublier que Schneier écrit pour un public états-unien, pour qui le marché est sacré, et toute suggestion comme quoi le marché n'est pas parfait est vite assimilée au communisme. Bruce Schneier suggère donc un rôle essentiel pour l'État, une position courageuse quand on écrit aux États-Unis. Il ne se fait pas d'illusions sur l'État (il décrit plusieurs cas où l'État, ses lois, ses règles et ses pratiques ont contribué à aggraver le problème, comme par exemple la loi DMCA) mais il ne voit pas d'autre option réaliste, en tout cas certainement pas l'« auto-régulation » (autrement dit le laisser-faire) chère à la Silicon Valley.

Bruce Schneier est bien conscient qu'il n'y a pas de solution idéale, et que la sécurisation de l'Internet+ sera douloureuse. Si vous lisez ce livre, ce que je vous recommande fortement, vous ne serez certainement pas d'accord avec tout, comme moi. (Par exemple, la proposition de faire du FAI le responsable de la sécurité des réseaux des utilisateurs à la maison m'inquiète. Et sa suggestion d'ajouter encore des règles et des processus, alors qu'au contraire cela sert en général à encourager l'irresponsabilité n'est pas idéale non plus.) Mais ne nous faisons pas d'illusion : on n'aura pas de solution parfaite. Et, si nous ne faisons rien, nous aurons peut-être des « solutions » catastrophiques, par exemple des règles ultra-liberticides imposées en mode panique par des politiciens affolés, après une grosse crise due à un objet connecté.

Vous serez peut-être également intéressé·e par cet exposé de l'auteur au sujet de ce livre.

Le livre, sous ses deux formes, papier ou numérique, est un objet de passion depuis longtemps. Ce ne sont pas juste des lettres qu'on lit. Les lecteurices ont des usages, des pratiques, ils et elles se prêtent les livres, les annotent, les commentent, les échangent, en parlent sur leur blog…

Ce livre est une étude de ces pratiques. Que font les lecteurs de leur livre ? Pour chaque pratique, des lecteurices sont interrogé·e·s, des experts commentent parfois. On ne parle pas du texte, uniquement des usages que les lecteurices font du livre.

Les usages du livre sur papier forment l'essentiel de cet ouvrage, qui note que le livre numérique fait apparemment peu l'objet de ces diverses formes d'échange. On le lit, mais c'est tout.

Les usages du livre papier sont très variés (sans compter, dirait le cynique, celui de caler les meubles). Et les avis des lecteurices sont également divers. L'annotation, par exemple, est sans doute le chapitre où les avis sont les plus tranchés, entre celles et ceux qui considèrent le livre comme « sacré », et qui ne se permettraient pas d'y ajouter la moindre marque, et ceux et celles qui griffonnent, corrigent, et ajoutent des commentaires au stylo rouge. Le livre n'est clairement pas un objet comme les autres. À propos de l'achat de livres d'occasion, une lectrice explique qu'elle n'y recourt pas, car elle lit au lit et qu'elle ne veut pas faire rentrer dans son lit, espace intime, des livres déjà manipulés par un inconnu…

En résumé, un bel hommage à l'abondance de pratiques sociales autour du livre.

Déclaration de conflit d'intérêt : j'ai reçu un exemplaire de ce livre gratuitement.

Après un très long processus, et d'innombrables polémiques, la nouvelle version du protocole de cryptographie TLS, la 1.3, est enfin publiée. Les changements sont nombreux et, à bien des égards, il s'agit d'un nouveau protocole (l'ancien était décrit dans le RFC 5246, que notre nouveau RFC remplace).

Vous pouvez voir l'histoire de ce RFC sur la Datatracker de l'IETF. Le premier brouillon a été publié en avril 2014, plus de trois années avant le RFC. C'est en partie pour des raisons techniques (TLS 1.3 est très différent de ses prédécesseurs) et en partie pour des raisons politiques. C'est que c'est important, la sécurité ! Cinq ans après les révélations de Snowden, on sait désormais que des acteurs puissants et sans scrupules, par exemple les États, espionnent massivement le trafic Internet. Il est donc crucial de protéger ce trafic, entre autres par la cryptographie. Mais dire « cryptographie » ne suffit pas ! Il existe des tas d'attaques contre les protocoles de cryptographie, et beaucoup ont réussi contre les prédécesseurs de TLS 1.3. Il était donc nécessaire de durcir le protocole TLS, pour le rendre moins vulnérable. Et c'est là que les ennuis ont commencé. Car tout le monde ne veut pas de la sécurité. Les États veulent continuer à espionner (le GCHQ britannique s'était clairement opposé à TLS 1.3 sur ce point). Les entreprises veulent espionner leurs employés (et ont pratiqué un lobbying intense contre TLS 1.3). Bref, derrière le désir de « sécurité », partagé par tout le monde, il y avait un désaccord de fond sur la surveillance. À chaque réunion de l'IETF, une proposition d'affaiblir TLS pour faciliter la surveillance apparaissait, à chaque fois, elle était rejetée et, tel le zombie des films d'horreur, elle réapparaissait, sous un nom et une forme différente, à la réunion suivante. Par exemple, à la réunion IETF de Prague en juillet 2017, l'affrontement a été particulièrement vif, alors que le groupe de travail TLS espérait avoir presque fini la version 1.3. Des gens se présentant comme enterprise networks ont critiqué les choix de TLS 1.3, notant qu'il rendait la surveillance plus difficile (c'était un peu le but…) gênant notamment leur déboguage. Ils réclamaient un retour aux algorithmes n'ayant pas de sécurité persistante. Le début a suivi le schéma classique à l'IETF : « vous réclamez un affaiblissement de la sécurité » vs. « mais si on ne le fait pas à l'IETF, d'autres le feront en moins bien », mais, au final, l'IETF est restée ferme et n'a pas accepté de compromissions sur la sécurité de TLS. (Un résumé du débat est dans « TLS 1.3 in enterprise networks ».)

Pour comprendre les détails de ces propositions et de ces rejets, il faut regarder un peu en détail le protocole TLS 1.3.

Revenons d'abord sur les fondamentaux : TLS est un mécanisme permettant aux applications client/serveur de communiquer au travers d'un réseau non sûr (par exemple l'Internet) tout en empêchant l'écoute et la modification des messages. TLS suppose un mécanisme sous-jacent pour acheminer les bits dans l'ordre, et sans perte. En général, ce mécanisme est TCP. Avec ce mécanisme de transport, et les techniques cryptographiques mises en œuvre par dessus, TLS garantit :

• L'authentification du serveur (celle du client est facultative), authentification qui permet d'empêcher l'attaque de l'intermédiaire, et qui se fait en général via la cryptographie asymétrique,
• La confidentialité des données (mais attention, TLS ne masque pas la taille des données, permettant certaines analyses de trafic),
• L'intégrité des données (qui est inséparable de l'authentification : il ne servirait pas à grand'chose d'être sûr de l'identité de son correspondant, si les données pouvaient être modifiées en route).

Ces propriétés sont vraies même si l'attaquant contrôle complètement le réseau entre le client et le serveur (le modèle de menace est détaillé dans la section 3 - surtout la 3.3 - du RFC 3552, et dans l'annexe E de notre RFC).

TLS est un protocole gros et compliqué (ce qui n'est pas forcément optimum pour la sécurité). Le RFC fait 147 pages. Pour dompter cette complexité, TLS est séparé en deux composants :

• Le protocole de salutation (handshake protocol), chargé d'organiser les échanges du début, qui permettent de choisir les paramètres de la session (c'est un des points délicats de TLS, et plusieurs failles de sécurité ont déjà été trouvées dans ce protocole pour les anciennes versions de TLS),
• Et le protocole des enregistrements (record protocol), au plus bas niveau, chargé d'acheminer les données chiffrées.

Pour comprendre le rôle de ces deux protocoles, imaginons un protocole fictif simple, qui n'aurait qu'un seul algorithme de cryptographie symétrique, et qu'une seule clé, connue des deux parties (par exemple dans leur fichier de configuration). Avec un tel protocole, on pourrait se passer du protocole de salutation, et n'avoir qu'un protocole des enregistrements, indiquant comment encoder les données chiffrées. Le client et le serveur pourraient se mettre à communiquer immédiatement, sans salutation, poignée de mains et négociation, réduisant ainsi la latence. Un tel protocole serait très simple, donc sa sécurité serait bien plus facile à analyser, ce qui est une bonne chose. Mais il n'est pas du tout réaliste : changer la clé utilisée serait complexe (il faudrait synchroniser exactement les deux parties), remplacer l'algorithme si la cryptanalyse en venait à bout (comme c'est arrivé à RC4, cf. RFC 7465) créerait un nouveau protocole incompatible avec l'ancien, communiquer avec un serveur qu'on n'a jamais vu serait impossible (puisque on ne partagerait pas de clé commune), etc. D'où la nécessité du protocole de salutation, où les partenaires :

• S'authentifient avec leur clé publique (ou, si on veut faire comme dans le protocole fictif simple, avec une clé secrète partagée),
• Sélectionnent l'algorithme de cryptographie symétrique qui va chiffrer la session, ainsi que ses paramètres divers,
• Choisir la clé de la session TLS (et c'est là que se sont produites les plus grandes bagarres lors de la conception de TLS 1.3).

Notez que TLS n'est en général pas utilisé tel quel mais via un protocole de haut niveau, comme HTTPS pour sécuriser HTTP. TLS ne suppose pas un usage particulier : on peut s'en servir pour HTTP, pour SMTP (RFC 7672), pour le DNS (RFC 7858), etc. Cette intégration dans un protocole de plus haut niveau pose parfois elle-même des surprises en matière de sécurité, par exemple si l'application utilisatrice ne fait pas attention à la sécurité (Voir mon exposé à Devoxx, et ses transparents.)

TLS 1.3 est plutôt un nouveau protocole qu'une nouvelle version, et il n'est pas directement compatible avec son prédécesseur, TLS 1.2 (une application qui ne connait que 1.3 ne peut pas parler avec une application qui ne connait que 1.2.) En pratique, les bibliothèques qui mettent en œuvre TLS incluent en général les différentes versions, et un mécanisme de négociation de la version utilisée permet normalement de découvrir la version maximum que les deux parties acceptent (historiquement, plusieurs failles sont venues de ce point, avec des pare-feux stupidement configurés qui interféraient avec la négociation).

La section 1.3 de notre RFC liste les différences importantes entre TLS 1.2 (qui était normalisé dans le RFC 5246) et 1.3 :

• La liste des algorithmes de cryptographie symétrique acceptés a été violemment réduite. Beaucoup trop longue en TLS 1.2, offrant trop de choix, comprenant plusieurs algorithmes faibles, elle ouvrait la voie à des attaques par repli. Les « survivants » de ce nettoyage sont tous des algorithmes à chiffrement intègre.
• Un nouveau service apparait, 0-RTT (zero round-trip time, la possibilité d'établir une session TLS avec un seul paquet, en envoyant les données tout de suite), qui réduit la latence du début de l'échange. Attention, rien n'est gratuit en ce monde, et 0-RTT présente des nouveaux dangers, et ce nouveau service a été un des plus controversés lors de la mise au point de TLS 1.3, entrainant de nombreux débats à l'IETF.
• Désormais, la sécurité future est systématique, la compromission d'une clé secrète ne permet plus de déchiffrer les anciennes communications. Plus de clés publiques statiques, tout se fera par clés éphémères. C'était le point qui a suscité le plus de débats à l'IETF, car cela complique sérieusement la surveillance (ce qui est bien le but) et le déboguage. L'ETSI, représentante du patronat, a même normalisé son propre TLS délibérement affaibli, eTLS.
• Plusieurs messages de négociation qui étaient auparavant en clair sont désormais chiffrés. Par contre, l'indication du nom du serveur (SNI, section 3 du RFC 6066) reste en clair et c'est l'une des principales limites de TLS en ce qui concerne la protection de la vie privée. Le problème est important, mais très difficile à résoudre (voir par exemple la proposition ESNI, Encrypted SNI.)
• Les fonctions de dérivation de clé ont été refaites.
• La machine à états utilisée pour l'établissement de la connexion également (elle est détaillée dans l'annexe A du RFC).
• Les algorithmes asymétriques à courbes elliptiques font maintenant partie de la définition de base de TLS (cf. RFC 7748), et on voit arriver des nouveaux comme ed25519 (cf. RFC 8422).
• Par contre, DSA a été retiré.
• Le mécanisme de négociation du numéro de version (permettant à deux machines n'ayant pas le même jeu de versions TLS de se parler) a changé. L'ancien était très bien mais, mal implémenté, il a suscité beaucoup de problèmes d'interopérabilité. Le nouveau est censé mieux gérer les innombrables systèmes bogués qu'on trouve sur l'Internet (la bogue ne provenant pas tant de la bibliothèque TLS utilisée que des pare-feux mal programmés et mal configurés qui sont souvent mis devant).
• La reprise d'une session TLS précédente fait l'objet désormais d'un seul mécanisme, qui est le même que celui pour l'usage de clés pré-partagées. La négociation TLS peut en effet être longue, en terme de latence, et ce mécanisme permet d'éviter de tout recommencer à chaque connexion. Deux machines qui se parlent régulièrement peuvent ainsi gagner du temps.

Un bon résumé de ce nouveau protocole est dans l'article de Mark Nottingham.

Ce RFC concerne TLS 1.3 mais il contient aussi quelques changements pour la version 1.2 (section 1.4 du RFC), comme un mécanisme pour limiter les attaques par repli portant sur le numéro de version, et des mécanismes de la 1.3 « portés » vers la 1.2 sous forme d'extensions TLS.

La section 2 du RFC est un survol général de TLS 1.3 (le RFC fait 147 pages, et peu de gens le liront intégralement). Au début d'une session TLS, les deux parties, avec le protocole de salutation, négocient les paramètres (version de TLS, algorithmes cryptographiques) et définissent les clés qui seront utilisées pour le chiffrement de la session. En simplifiant, il y a trois phases dans l'établissement d'une session TLS :

• Définition des clés de session, et des paramètres cryptographiques, le client envoie un ClientHello, le serveur répond avec un ServerHello,
• Définition des autres paramètres (par exemple l'application utilisée au-dessus de TLS, ou bien la demande CertificateRequest d'un certificat client), cette partie est chiffrée, contrairement à la précédente,
• Authentification du serveur, avec le message Certificate (qui ne contient pas forcément un certificat, cela peut être une clé brute - RFC 7250 ou une clé d'une session précédente - RFC 7924).

Un message Finished termine cette ouverture de session. (Si vous êtes fana de futurisme, notez que seule la première étape pourrait être remplacée par la distribution quantique de clés, les autres resteraient indispensables. Contrairement à ce que promettent ses promoteurs, la QKD ne dispense pas d'utiliser les protocoles existants.)

Comment les deux parties se mettent-elles d'accord sur les clés ? Trois méthodes :

• Diffie-Hellman sur courbes elliptiques qui sera sans doute la plus fréquente,
• Clé pré-partagée,
• Clé pré-partagée avec Diffie-Hellman,
• Et la méthode RSA, elle, disparait de la norme (mais RSA peut toujours être utilisé pour l'authentification, autrement, cela ferait beaucoup de certificats à jeter…)

Si vous connaissez la cryptographie, vous savez que les PSK, les clés partagées, sont difficiles à gérer, puisque devant être transmises de manière sûre avant l'établissement de la connexion. Mais, dans TLS, une autre possibilité existe : si une session a été ouverte sans PSK, en n'utilisant que de la cryptographie asymétrique, elle peut être enregistrée, et resservir, afin d'ouvrir les futures discussions plus rapidement. TLS 1.3 utilise le même mécanisme pour des « vraies » PSK, et pour celles issues de cette reprise de sessions précédentes (contrairement aux précédentes versions de TLS, qui utilisaient un mécanisme séparé, celui du RFC 5077, désormais abandonné).

Si on a une PSK (gérée manuellement, ou bien via la reprise de session), on peut même avoir un dialogue TLS dit « 0-RTT ». Le premier paquet du client peut contenir des données, qui seront acceptées et traitées par le serveur. Cela permet une importante diminution de la latence, dont il faut rappeler qu'elle est souvent le facteur limitant des performances. Par contre, comme rien n'est idéal dans cette vallée de larmes, cela se fait au détriment de la sécurité :

• Plus de confidentialité persistante, si la PSK est compromise plus tard, la session pourra être déchiffrée,
• Le rejeu devient possible, et l'application doit donc savoir gérer ce problème.

La section 8 du RFC et l'annexe E.5 détaillent ces limites, et les mesures qui peuvent être prises.

Le protocole TLS est décrit avec un langage spécifique, décrit de manière relativement informelle dans la section 3 du RFC. Ce langage manipule des types de données classiques :

• Scalaires (uint8, uint16),
• Tableaux, de taille fixe - Datum[3] ou variable, avec indication de la longueur au début - uint16 longer<0..800>,
• Énumérations (enum { red(3), blue(5), white(7) } Color;),
• Enregistrements structurés, y compris avec variantes (la présence de certains champs dépendant de la valeur d'un champ).

Par exemple, tirés de la section 4 (l'annexe B fournit la liste complète), voici, dans ce langage, la liste des types de messages pendant les salutations, une énumération :

       enum {
          client_hello(1),
          server_hello(2),
          new_session_ticket(4),
          end_of_early_data(5),
          encrypted_extensions(8),
          certificate(11),
          certificate_request(13),
          certificate_verify(15),
          finished(20),
          key_update(24),
          message_hash(254),
          (255)
      } HandshakeType;
    

Et le format de base d'un message du protocole de salutation :

      struct {
          HandshakeType msg_type;    /* handshake type */
          uint24 length;             /* bytes in message */
          select (Handshake.msg_type) {
              case client_hello:          ClientHello;
              case server_hello:          ServerHello;
              case end_of_early_data:     EndOfEarlyData;
              case encrypted_extensions:  EncryptedExtensions;
              case certificate_request:   CertificateRequest;
              case certificate:           Certificate;
              case certificate_verify:    CertificateVerify;
              case finished:              Finished;
              case new_session_ticket:    NewSessionTicket;
              case key_update:            KeyUpdate;
          };
      } Handshake;     
    

La section 4 fournit tous les détails sur le protocole de salutation, notamment sur la délicate négociation des paramètres cryptographiques. Notez que la renégociation en cours de session a disparu, donc un ClientHello ne peut désormais plus être envoyé qu'au début.

Un problème auquel a toujours dû faire face TLS est celui de la négociation de version, en présence de mises en œuvre boguées, et, surtout, en présence de boitiers intermédiaires encore plus bogués (pare-feux ignorants, par exemple, que des DSI ignorantes placent un peu partout). Le modèle original de TLS pour un client était d'annoncer dans le ClientHello le plus grand numéro de version qu'on gère, et de voir dans ServerHello le maximum imposé par le serveur. Ainsi, un client TLS 1.2 parlant à un serveur qui ne gère que 1.1 envoyait ClientHello(client_version=1.2) et, en recevant ServerHello(server_version=1.1), se repliait sur TLS 1.1, la version la plus élevée que les deux parties gèraient. En pratique, cela ne marche pas aussi bien. On voyait par exemple des serveurs (ou, plus vraisemblablement, des pare-feux bogués) qui raccrochaient brutalement en présence d'un numéro de version plus élevé, au lieu de suggérer un repli. Le client n'avait alors que le choix de renoncer, ou bien de se lancer dans une série d'essais/erreurs (qui peut être longue, si le serveur ou le pare-feu bogué ne répond pas).

TLS 1.3 change donc complètement le mécanisme de négociation. Le client annonce toujours la version 1.2 (en fait 0x303, pour des raisons historiques), et la vraie version est mise dans une extension, supported_versions (section 4.2.1), dont on espère qu'elle sera ignorée par les serveurs mal gérés. (L'annexe D du RFC détaille ce problème de la négociation de version.) Dans la réponse ServerHello, un serveur 1.3 doit inclure cette extension, autrement, il faut se rabattre sur TLS 1.2.

En parlant d'extensions, concept qui avait été introduit originellement dans le RFC 4366, notre RFC reprend des extensions déjà normalisées, comme le SNI (Server Name Indication) du RFC 6066, le battement de cœur du RFC 6520, le remplissage du ClientHello du RFC 7685, et en ajoute dix, dont supported_versions. Certaines de ces extensions doivent être présentes dans les messages Hello, car la sélection des paramètres cryptographiques en dépend, d'autres peuvent être uniquement dans les messages EncryptedExtensions, une nouveauté de TLS 1.3, pour les extensions qu'on n'enverra qu'une fois le chiffrement commencé. Le RFC en profite pour rappeler que les messages Hello ne sont pas protégés cryptographiquement, et peuvent donc être modifiés (le message Finished résume les décisions prises et peut donc protéger contre ce genre d'attaques).

Autrement, parmi les autres nouvelles extensions :

• Le petit gâteau (cookie), pour tester la joignabilité,
• Les données précoces (early data), extension qui permet d'envoyer des données dès le premier message (« O-RTT »), réduisant ainsi la latence, un peu comme le fait le TCP Fast Open du RFC 7413,
• Liste des AC (certificate authorities), qui, en indiquant la liste des AC connues du client, peut aider le serveur à choisir un certificat qui sera validé (par exemple en n'envoyant le certificat CAcert que si le client connait cette AC).

La section 5 décrit le protocole des enregistrements (record protocol). C'est ce sous-protocole qui va prendre un flux d'octets, le découper en enregistrements, les protéger par le chiffrement puis, à l'autre bout, déchiffrer et reconstituer le flux… Notez que « protégé » signifie à la fois confidentialité et intégrité puisque TLS 1.3, contrairement à ses prédécesseurs, impose AEAD (RFC 5116).

Les enregistrements sont typés et marqués handshake (la salutation, vue dans la section précédente), change cipher spec, alert (pour signaler un problème) et application data (les données elle-mêmes) :

enum {
          invalid(0),
          change_cipher_spec(20),
          alert(21),
          handshake(22),
          application_data(23),
          (255)
      } ContentType;
    

Le contenu des données est évidemment incompréhensible, en raison du chiffrement (voici un enregistrement de type 23, données, vu par tshark) :

    TLSv1.3 Record Layer: Application Data Protocol: http-over-tls
        Opaque Type: Application Data (23)
        Version: TLS 1.2 (0x0303)
        Length: 6316
        Encrypted Application Data: eb0e21f124f82eee0b7a37a1d6d866b075d0476e6f00cae7...
    

Et décrite par la norme dans son langage formel :

struct {
          ContentType opaque_type = application_data; /* 23 */
          ProtocolVersion legacy_record_version = 0x0303; /* TLS v1.2 */
          uint16 length;
          opaque encrypted_record[TLSCiphertext.length];
      } TLSCiphertext;
    

(Oui, le numéro de version reste à TLS 1.2 pour éviter d'énerver les stupides middleboxes.) Notez que des extensions à TLS peuvent introduire d'autres types d'enregistrements.

Une faiblesse classique de TLS est que la taille des données chiffrées n'est pas dissimulée. Si on veut savoir à quelle page d'un site Web un client HTTP a accédé, on peut parfois le déduire de l'observation de cette taille. D'où la possibilité de faire du remplissage pour dissimuler cette taille (section 5.4 du RFC). Notez que le RFC ne suggère pas de politique de remplissage spécifique (ajouter un nombre aléatoire ? Tout remplir jusqu'à la taille maximale ?), c'est un choix compliqué. Il note aussi que certaines applications font leur propre remplissage, et qu'il n'est alors pas nécessaire que TLS le fasse.

La section 6 du RFC est dédiée au cas des alertes. C'est un des types d'enregistrements possibles, et, comme les autres, il est chiffré, et les alertes sont donc confidentielles. Une alerte a un niveau et une description :

 struct {
          AlertLevel level;
          AlertDescription description;
      } Alert;
    

Le niveau indiquait si l'alerte est fatale mais n'est plus utilisé en TLS 1.2, où il faut se fier uniquement à la description, une énumération des problèmes possibles (message de type inconnu, mauvais certificat, enregistrement non décodable - rappelez-vous que TLS 1.3 n'utilise que du chiffrement intègre, problème interne au client ou au serveur, extension non acceptée, etc). La section 6.2 donne une liste des erreurs fatales, qui doivent mener à terminer immédiatement la session TLS.

La section 8 du RFC est entièrement consacrée à une nouveauté délicate, le « 0-RTT ». Ce terme désigne la possibilité d'envoyer des données dès le premier paquet, sans les nombreux échanges de paquets qui sont normalement nécessaires pour établir une session TLS. C'est très bien du point de vue des performances, mais pas forcément du point de vue de la sécurité puisque, sans échanges, on ne peut plus vérifier à qui on parle. Un attaquant peut réaliser une attaque par rejeu en envoyant à nouveau un paquet qu'il a intercepté. Un serveur doit donc se défendre en se souvenant des données déjà envoyées et en ne les acceptant pas deux fois. (Ce qui peut être plus facile à dire qu'à faire ; le RFC contient une bonne discussion très détaillée des techniques possibles, et de leurs limites. Il y en a des subtiles, comme d'utiliser des systèmes de mémorisation ayant des faux positifs, comme les filtres de Bloom, parce qu'ils ne produiraient pas d'erreurs, ils rejetteraient juste certains essais 0-RTT légitimes, cela ne serait donc qu'une légère perte de performance.)

La section 9 de notre RFC se penche sur un problème difficile, la conformité des mises en œuvres de TLS. D'abord, les algorithmes obligatoires. Afin de permettre l'interopérabilité, toute mise en œuvre de TLS doit avoir la suite de chiffrement TLS_AES_128_GCM_SHA256 (AES en mode GCM avec SHA-256). D'autres suites sont recommandées (cf. annexe B.4). Pour l'authentification, RSA avec SHA-256 et ECDSA sont obligatoires. Ainsi, deux programmes différents sont sûrs de pouvoir trouver des algorithmes communs. La possibilité d'authentification par certificats PGP du RFC 6091 a été retirée.

De plus, certaines extensions à TLS sont obligatoires, un pair TLS 1.3 ne peut pas les refuser :

• supported_versions, nécessaire pour annoncer TLS 1.3,
• cookie,
• signature_algorithms, signature_algorithms_cert, supported_groups et key_share,
• server_name, c'est à dire SNI (Server Name Indication), souvent nécessaire pour pouvoir choisir le bon certificat (cf. section 3 du RFC 6066).

La section 9 précise aussi le comportement attendu des équipements intermédiaires. Ces dispositifs (pare-feux, par exemple, mais pas uniquement) ont toujours été une plaie pour TLS. Alors que TLS vise à fournir une communication sûre, à l'abri des équipements intermédiaires, ceux-ci passent leur temps à essayer de s'insérer dans la communication, et souvent la cassent. Normalement, TLS 1.3 est conçu pour que ces interférences ne puissent pas mener à un repli (le repli est l'utilisation de paramètres moins sûrs que ce que les deux machines auraient choisi en l'absence d'interférence).

Il y a deux grandes catégories d'intermédiaires, ceux qui tripotent la session TLS sans être le client ou le serveur, et ceux qui terminent la session TLS de leur côté. Attention, dans ce contexte, « terminer » ne veut pas dire « y mettre fin », mais « la sécurité TLS se termine ici, de manière à ce que l'intermédiaire puisse accéder au contenu de la communication ». Typiquement, une middlebox qui « termine » une session TLS va être serveur TLS pour le client et client TLS pour le serveur, s'insérant complètement dans la conversation. Normalement, l'authentification vise à empêcher ce genre de pratiques, et l'intermédiaire ne sera donc accepté que s'il a un certificat valable. C'est pour cela qu'en entreprise, les machines officielles sont souvent installées avec une AC contrôlée par le vendeur du boitier intermédiaire, de manière à permettre l'interception.

Le RFC ne se penche pas sur la légitimité de ces pratiques, uniquement sur leurs caractéristiques techniques. (Les boitiers intermédiaires sont souvent programmés avec les pieds, et ouvrent de nombreuses failles.) Le RFC rappelle notamment que l'intermédiaire qui termine une session doit suivre le RFC à la lettre (ce qui devrait aller sans dire…)

Depuis le RFC 4346, il existe plusieurs registres IANA pour TLS, décrits en section 11, avec leurs nouveautés. En effet, plusieurs choix pour TLS ne sont pas « câblés en dur » dans le RFC mais peuvent évoluer indépendamment. Par exemple, le registre de suites cryptographiques a une politique d'enregistrement « spécification nécessaire » (cf. RFC 8126, sur les politiques d'enregistrement). La cryptographie fait régulièrement des progrès, et il faut donc pouvoir modifier la liste des suites acceptées (par exemple lorsqu'il faudra y ajouter les algorithmes post-quantiques) sans avoir à toucher au RFC (l'annexe B.4 donne la liste actuelle). Le registre des types de contenu, lui, a une politique d'enregistrement bien plus stricte, « action de normalisation ». On crée moins souvent des types que des suites cryptographiques. Même chose pour le registre des alertes ou pour celui des salutations.

L'annexe C du RFC plaira aux programmeurs, elle donne plusieurs conseils pour une mise en œuvre correcte de TLS 1.3 (ce n'est pas tout d'avoir un protocole correct, il faut encore qu'il soit programmé correctement). Pour aider les développeurs à déterminer s'ils ont correctement fait le travail, un futur RFC fournira des vecteurs de test.

Un des conseils les plus importants est évidemment de faire attention au générateur de nombres aléatoires, source de tant de failles de sécurité en cryptographie. TLS utilise des nombres qui doivent être imprévisibles à un attaquant pour générer des clés de session. Si ces nombres sont prévisibles, toute la cryptographie s'effondre. Le RFC conseille fortement d'utiliser un générateur existant (comme /dev/urandom sur les systèmes Unix) plutôt que d'écrire le sien, ce qui est bien plus difficile qu'il ne semble. (Si on tient quand même à le faire, le RFC 4086 est une lecture indispensable.)

Le RFC conseille également de vérifier le certificat du partenaire par défaut (quitte à fournir un moyen de débrayer cette vérification). Si ce n'est pas le cas, beaucoup d'utilisateurs du programme ou de la bibliothèque oublieront de le faire. Il suggère aussi de ne pas accepter certains certificats trop faibles (clé RSA de seulement 1 024 bits, par exemple).

Il existe plusieurs moyens avec TLS de ne pas avoir d'authentification du serveur : les clés brutes du RFC 7250 (à la place des certificats), ou bien les certificats auto-signés. Dans ces conditions, une attaque de l'homme du milieu est parfaitement possibe, et il faut donc prendre des précautions supplémentaires (par exemple DANE, normalisé dans le RFC 6698, que le RFC oublie malheureusement de citer).

Autre bon conseil de cryptographie, se méfier des attaques fondées sur la mesure du temps de calcul, et prendre des mesures appropriées (par exemple en vérifiant que le temps de calcul est le même pour des données correctes et incorrectes).

Il n'y a aucune bonne raison d'utiliser certains algorithmes faibles (comme RC4, abandonné depuis le RFC 7465), et le RFC demande que le code pour ces algorithmes ne soit pas présent, afin d'éviter une attaque par repli (annexes C.3 et D.5 du RFC). De la même façon, il demande de ne jamais accepter SSL v3 (RFC 7568).

L'expérience a prouvé que beaucoup de mises en œuvre de TLS ne réagissaient pas correctement à des options inattendues, et le RFC rappelle donc qu'il faut ignorer les suites cryptographiques inconnues (autrement, on ne pourrait jamais introduire une nouvelle suite, puisqu'elle casserait les programmes), et ignorer les extensions inconnues (pour la même raison).

L'annexe D, elle, est consacrée au problème de la communication avec un vieux partenaire, qui ne connait pas TLS 1.3. Le mécanisme de négociation de la version du protocole à utiliser a complètement changé en 1.3. Dans la 1.3, le champ version du ClientHello contient 1.2, la vraie version étant dans l'extension supported_versions. Si un client 1.3 parle avec un serveur <= 1.2, le serveur ne connaitra pas cette extension et répondra sans l'extension, avertissant ainsi le client qu'il faudra parler en 1.2 (ou plus vieux). Ça, c'est si le serveur est correct. S'il ne l'est pas ou, plus vraisemblablement, s'il est derrière une middlebox boguée, on verra des problèmes comme par exemple le refus de répondre aux clients utilisant des extensions inconnues (ce qui sera le cas pour supported_versions), soit en rejettant ouvertement la demande soit, encore pire, en l'ignorant. Arriver à gérer des serveurs/middleboxes incorrects est un problème complexe. Le client peut être tenté de re-essayer avec d'autres options (par exemple tenter du 1.2, sans l'extension supported_versions). Cette méthode n'est pas conseillée. Non seulement elle peut prendre du temps (attendre l'expiration du délai de garde, re-essayer…) mais surtout, elle ouvre la voie à des attaques par repli : l'attaquant bloque les ClientHello 1.3 et le client, croyant bien faire, se replie sur une version plus ancienne et sans doute moins sûre de TLS.

En parlant de compatibilité, le « 0-RTT » n'est évidemment pas compatible avec les vieilles versions. Le client qui envoie du « 0-RTT » (des données dans le ClientHello) doit donc savoir que, si la réponse est d'un serveur <= 1.2, la session ne pourra pas être établie, et il faudra donc réessayer sans 0-RTT.

Naturellement, les plus gros problèmes ne surviennent pas avec les clients et les serveurs mais avec les middleboxes. Plusieurs études ont montré leur caractère néfaste (cf. présentation à l'IETF 100, mesures avec Chrome (qui indique également que certains serveurs TLS sont gravement en tort, comme celui installé dans les imprimantes Canon), mesures avec Firefox, et encore d'autres mesures). Le RFC suggère qu'on limite les risques en essayant d'imiter le plus possible une salutation de TLS 1.2, par exemple en envoyant des messages change_cipher_spec, qui ne sont plus utilisés en TLS 1.3, mais qui peuvent rassurer la middlebox (annexe D.4).

Enfin, le RFC se termine par l'annexe E, qui énumère les propriétés de sécurité de TLS 1.3 : même face à un attaquant actif (RFC 3552), le protocole de salutation de TLS garantit des clés de session communes et secrètes, une authentification du serveur (et du client si on veut), et une sécurité persistante, même en cas de compromission ultérieure des clés (sauf en cas de 0-RTT, un autre des inconvénients sérieux de ce service, avec le risque de rejeu). De nombreuses analyses détaillées de la sécurité de TLS sont listées dans l'annexe E.1.6. À lire si vous voulez travailler ce sujet.

Quant au protocole des enregistrements, celui de TLS 1.3 garantit confidentialité et intégrité (RFC 5116).

TLS 1.3 a fait l'objet de nombreuses analyses de sécurité par des chercheurs, avant même sa normalisation, ce qui est une bonne chose (et qui explique en partie les retards). Notre annexe E pointe également les limites restantes de TLS :

• Il est vulnérable à l'analyse de trafic. TLS n'essaie pas de cacher la taille des paquets, ni l'intervalle de temps entre eux. Ainsi, si un client accède en HTTPS à un site Web servant quelques dizaines de pages aux tailles bien différentes, il est facile de savoir quelle page a été demandée, juste en observant les tailles. (Voir « I Know Why You Went to the Clinic: Risks and Realization of HTTPS Traffic Analysis », de Miller, B., Huang, L., Joseph, A., et J. Tygar et « HTTPS traffic analysis and client identification using passive SSL/TLS fingerprinting », de Husak, M., Čermak, M., Jirsik, T., et P. Čeleda). TLS fournit un mécanisme de remplissage avec des données bidon, permettant aux applications de brouiller les pistes. Certaines applications utilisant TLS ont également leur propre remplissage (par exemple, pour le DNS, c'est le RFC 7858). De même, une mise en œuvre de TLS peut retarder les paquets pour rendre l'analyse des intervalles plus difficile. On voit que dans les deux cas, taille des paquets et intervalle entre eux, résoudre le problème fait perdre en performance (c'est pour cela que ce n'est pas intégré par défaut).
• TLS peut être également vulnérable à des attaques par canal auxiliaire. Par exemple, la durée des opérations cryptographiques peut être observée, ce qui peut donner des informations sur les clés. TLS fournit quand même quelques défenses : l'AEAD facilite la mise en œuvre de calculs en temps constant, et format uniforme pour toutes les erreurs, empêchant un attaquant de trouver quelle erreur a été déclenchée.

Le 0-RTT introduit un nouveau risque, celui de rejeu. (Et 0-RTT a sérieusement contribué aux délais qu'à connu le projet TLS 1.3, plusieurs participants à l'IETF protestant contre cette introduction risquée.) Si l'application est idempotente, ce n'est pas très grave. Si, par contre, les effets d'une requête précédentes peuvent être rejoués, c'est plus embêtant (imaginez un transfert d'argent répété…) TLS ne promet rien en ce domaine, c'est à chaque serveur de se défendre contre le rejeu (la section 8 donne des idées à ce sujet). Voilà pourquoi le RFC demande que les requêtes 0-RTT ne soient pas activées par défaut, mais uniquement quand l'application au-dessus de TLS le demande. (Cloudflare, par exemple, n'active pas le 0-RTT par défaut.)

Voilà, vous avez maintenant fait un tour complet du RFC, mais vous savez que la cryptographie est une chose difficile, et pas seulement dans les algorithmes cryptographiques (TLS n'en invente aucun, il réutilise des algorithmes existants comme AES ou ECDSA), mais aussi dans les protocoles cryptographiques, un art complexe. N'hésitez donc pas à lire le RFC en détail, et à vous méfier des résumés forcément toujours sommaires, comme cet article.

À part le 0-RTT, le plus gros débat lors de la création de TLS 1.3 avait été autour du concept que ses partisans nomment « visibilité » et ses adversaires « surveillance ». C'est l'idée qu'il serait bien pratique si on (on : le patron, la police, le FAI…) pouvait accéder au contenu des communications TLS. « Le chiffrement, c'est bien, à condition que je puisse lire les données quand même » est l'avis des partisans de la visibilité. Cela avait été proposé dans les Internet-Drafts draft-green-tls-static-dh-in-tls13 et draft-rhrd-tls-tls13-visibility. Je ne vais pas ici pouvoir capturer la totalité du débat, juste noter quelques points qui sont parfois oubliés dans la discussion. Côté partisans de la visibilité :

• Dans une entreprise capitaliste, il n'y pas de citoyens, juste un patron et des employés. Les ordinateurs appartiennent au patron, et les employés n'ont pas leur mot à dire. Le patron peut donc décider d'accéder au contenu des communications chiffrées.
• Il existe des règles (par exemple PCI-DSS dans le secteur financier ou HIPAA dans celui de la santé) qui requièrent de certaines entreprises qu'elles sachent en détail tout ce qui circule sur le réseau. Le moyen le plus simple de le faire est de surveiller le contenu des communications, même chiffrées. (Je ne dis pas que ces règles sont intelligentes, juste qu'elles existent. Notons par exemple que les mêmes règles imposent d'utiliser du chiffrement fort, sans faille connue, ce qui est contradictoire.)
• Enregistrer le trafic depuis les terminaux est compliqué en pratique : applications qui n'ont pas de mécanisme de journalisation du trafic, systèmes d'exploitation fermés, boîtes noires…
• TLS 1.3 risque de ne pas être déployé dans les entreprises qui tiennent à surveiller le trafic, et pourrait même être interdit dans certains pays, où la surveillance passe avant les droits humains.

Et du côté des adversaires de la surveillance :

• La cryptographie, c'est compliqué et risqué. TLS 1.3 est déjà assez compliqué comme cela. Lui ajouter des fonctions (surtout des fonctions délibérement conçues pour affaiblir ses propriétés de sécurité) risque fort d'ajouter des failles de sécurité. D'autant plus que TLS 1.3 a fait l'objet de nombreuses analyses de sécurité avant son déploiement, et qu'il faudrait tout recommencer.
• Contrairement à ce que semblent croire les partisans de la « visibilité », il n'y a pas que HTTPS qui utilise TLS. Ils ne décrivent jamais comment leur proposition marcherait avec des protocoles autres que HTTPS.
• Pour HTTPS, et pour certains autres protocoles, une solution simple, si on tient absolument à intercepter tout le trafic, est d'avoir un relais explicite, configuré dans les applications, et combiné avec un blocage dans le pare-feu des connexions TLS directes. Les partisans de la visibilté ne sont en général pas enthousiastes pour cette solution car ils voudraient faire de la surveillance furtive, sans qu'elle se voit dans les applications utilisées par les employés ou les citoyens.
• Les partisans de la « visibilité » disent en général que l'interception TLS serait uniquement à l'intérieur de l'entreprise, pas pour l'Internet public. Mais, dans ce cas, tous les terminaux sont propriété de l'entreprise et contrôlés par elle, donc elle peut les configurer pour copier tous les messages échangés. Et, si certains de ces terminaux sont des boîtes noires, non configurables et dont on ne sait pas bien ce qu'ils font, eh bien, dans ce cas, on se demande pourquoi des gens qui insistent sur leurs obligations de surveillance mettent sur leur réseau des machines aussi incontrôlables.
• Dans ce dernier cas (surveillance uniquement au sein d'une entreprise), le problème est interne à l'entreprise, et ce n'est donc pas à l'IETF, organisme qui fait des normes pour l'Internet, de le résoudre. Après tout, rien n'empêche ces entreprises de garder TLS 1.2.

Revenons maintenant aux choses sérieuses, avec les mises en œuvre de TLS 1.3. Il y en existe au moins une dizaine à l'heure actuelle mais, en général, pas dans les versions officiellement publiées des logiciels. Notons quand même que Firefox 61 sait faire du TLS 1.3. Les autres mises en œuvre sont prêtes, même si pas forcément publiées. Prenons l'exemple de la bibliothèque GnuTLS. Elle dispose de TLS 1.3 depuis la version 3.6.3. Pour l'instant, il faut compiler cette version avec l'option ./configure --enable-tls13-support, qui n'est pas encore activée par défaut. Un bon article du mainteneur de GnuTLS explique bien les nouveautés de TLS 1.3.

Une fois GnuTLS correctement compilé, on peut utiliser le programme en ligne de commande gnutls-cli avec un serveur qui accepte TLS 1.3 :

% gnutls-cli  gmail.com 
...
- Description: (TLS1.3)-(ECDHE-X25519)-(RSA-PSS-RSAE-SHA256)-(AES-256-GCM)
- Ephemeral EC Diffie-Hellman parameters
 - Using curve: X25519
 - Curve size: 256 bits
- Version: TLS1.3
- Key Exchange: ECDHE-RSA
- Server Signature: RSA-PSS-RSAE-SHA256
- Cipher: AES-256-GCM
- MAC: AEAD
...

Et ça marche, on fait du TLS 1.3. Si vous préférez écrire le programme vous-même, regardez ce petit programme. Si GnuTLS est en /local, il se compilera avec cc -I/local/include -Wall -Wextra -o test-tls13 test-tls13.c -L/local/lib -lgnutls et s'utilisera avec :

% ./test-tls13 www.ietf.org      
TLS connection using "TLS1.3 AES-256-GCM"

%  ./test-tls13 gmail.com  
TLS connection using "TLS1.3 AES-256-GCM"

%  ./test-tls13 mastodon.gougere.fr
TLS connection using "TLS1.2 AES-256-GCM"

% ./test-tls13 www.bortzmeyer.org
TLS connection using "TLS1.2 AES-256-GCM"

% ./test-tls13 blog.cloudflare.com
TLS connection using "TLS1.3 AES-256-GCM"
  

Cela vous donne une petite idée des serveurs qui acceptent TLS 1.3.

Un pcap d'une session TLS 1.3 est disponible en tls13.pcap. Notez que le numéro de version n'est pas encore celui du RFC (0x304). Ici, 0x7f1c désigne l'Internet-Draft numéro 28. Voici la session vue par tshark :

    1   0.000000 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TCP 94 36866 → https(443) [SYN] Seq=0 Win=28800 Len=0 MSS=1440 SACK_PERM=1 TSval=3528788861 TSecr=0 WS=128
    2   0.003052 2400:cb00:2048:1::6814:55 → 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d TCP 86 https(443) → 36866 [SYN, ACK] Seq=0 Ack=1 Win=24400 Len=0 MSS=1220 SACK_PERM=1 WS=1024
    3   0.003070 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TCP 74 36866 → https(443) [ACK] Seq=1 Ack=1 Win=28800 Len=0
    4   0.003354 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TLSv1 403 Client Hello
    5   0.006777 2400:cb00:2048:1::6814:55 → 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d TCP 74 https(443) → 36866 [ACK] Seq=1 Ack=330 Win=25600 Len=0
    6   0.011393 2400:cb00:2048:1::6814:55 → 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d TLSv1.3 6496 Server Hello, Change Cipher Spec, Application Data
    7   0.011413 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TCP 74 36866 → https(443) [ACK] Seq=330 Ack=6423 Win=41728 Len=0
    8   0.011650 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TLSv1.3 80 Change Cipher Spec
    9   0.012685 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TLSv1.3 148 Application Data
   10   0.015693 2400:cb00:2048:1::6814:55 → 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d TCP 74 https(443) → 36866 [ACK] Seq=6423 Ack=411 Win=25600 Len=0
   11   0.015742 2400:cb00:2048:1::6814:55 → 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d TLSv1.3 524 Application Data
   12   0.015770 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TCP 74 36866 → https(443) [RST] Seq=411 Win=0 Len=0
   13   0.015788 2400:cb00:2048:1::6814:55 → 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d TCP 74 https(443) → 36866 [FIN, ACK] Seq=6873 Ack=411 Win=25600 Len=0
   14   0.015793 2001:67c:370:1998:9819:4f92:d0c0:e94d → 2400:cb00:2048:1::6814:55 TCP 74 36866 → https(443) [RST] Seq=411 Win=0 Len=0

Et, complètement décodée par tshark :

Secure Sockets Layer [sic]
    TLSv1 Record Layer: Handshake Protocol: Client Hello
        Content Type: Handshake (22)
        Version: TLS 1.0 (0x0301)
        Handshake Protocol: Client Hello
            Handshake Type: Client Hello (1)
            Version: TLS 1.2 (0x0303)
...
            Extension: supported_versions (len=9)
                Type: supported_versions (43)
                Length: 9
                Supported Versions length: 8
                Supported Version: Unknown (0x7f1c)
                Supported Version: TLS 1.2 (0x0303)
                Supported Version: TLS 1.1 (0x0302)
                Supported Version: TLS 1.0 (0x0301)

Le texte complet est en tls13.txt. Notez bien que la négociation est en clair.

Quelques autres articles à lire :

• L'annonce officielle de l'IETF,
• Le bon résumé de Cloudflare sur la version 1.3,
• Discussion Ycombinator sur la visibilité,
• Liste complète des réponses aux partisans de la visbilité,
• Bon article historique très détaillé sur l'histoire de TLS, jusqu'à la version 1.3,
• Un exemple d'un des ateliers où a été étudié la sécurité de TLS 1.3, à Paris en 2017, et un autre à San Diego en 2016,
• Bon article sur la question des middleboxes, expliquant notamment les extensions « inutiles », mais permettant de tromper ces middleboxes pour ressembler à TLS 1.2.

Ce RFC décrit les algorithmes cryptographiques à base de courbes elliptiques utilisés dans TLS. Il remplace le RFC 4492.

Plus exactement, il normalise les algorithmes utilisés dans les versions de TLS allant jusqu'à 1.2 incluse. L'utilisation des courbes elliptiques par TLS 1.3 est décrite dans le RFC sur TLS 1.3, le RFC 8446. Les deux points importants de ce nouveau RFC sont :

• L'utilisation de courbes elliptiques pour un échange Diffie-Hellman de la clé de session TLS (ce qu'on nomme ECDHE),
• Les algorithmes de signature à courbes elliptiques ECDSA et EdDSA pour authentifier le pair TLS.

Commençons par l'échange de clés de session (section 2). TLS nécessite que les deux pairs se mettent d'accord sur une clé de chiffrement symétrique qui sera ensuite utilisée pendant toute la session, avec des algorithmes comme AES. Une des façons de synchroniser cette clé de session est qu'un des pairs la génère aléatoirement, puis la chiffre avec la clé publique (chiffrement asymétrique) de son pair avant de lui transmettre (cela marche avec RSA mais je n'ai pas l'impression qu'il y ait un moyen normalisé de faire cela avec les courbes elliptiques). Une autre façon est d'utiliser un échange Diffie-Hellman. Contrairement à l'échange Diffie-Hellman originel, celui présenté dans ce RFC, ECDHE, utilise la cryptographie sur courbes elliptiques. (J'ai simplifié pas mal : par exemple, l'échange ECDHE ne donnera pas directement la clé de session, celle-ci sera en fait dérivée de la clé obtenue en ECDHE.) Le principal avantage de Diffie-Hellman est de fournir de la sécurité même en cas de compromission ultérieure de la clé privée.

Notre RFC présente trois variantes d'ECDHE, selon la manière dont l'échange est authentifié, l'une utilisant ECDSA ou EdDSA, l'autre utilisant le traditionnel RSA, et la troisième n'authentifiant pas du tout, et étant donc vulnérable aux attaques de l'Homme du Milieu, sauf si une authentification a lieu en dehors de TLS. (Attention, dans le cas de ECDHE_RSA, RSA n'est utilisé que pour authentifier l'échange, la génération de la clé se fait bien en utilisant les courbes elliptiques.)

Lorsque l'échange est authentifié (ECDHE_ECDSA - qui, en dépit de son nom, inclut EdDSA - ou bien ECDHE_RSA), les paramètres ECDH (Diffie-Hellman avec courbes elliptiques) sont signés par la clé privée (ECDSA, EdDSA ou RSA). S'il n'est pas authentifié (ECDH_anon, mais notez que le nom est trompeur, bien que le E final - ephemeral - manque, la clé est éphémère), on n'envoie évidemment pas de certificat, ou de demande de certificat.

Voilà, avec cette section 2, on a pu générer une clé de session avec Diffie-Hellman, tout en authentifiant le serveur avec des courbes elliptiques. Et pour l'authentification du client ? C'est la section 3 de notre RFC. Elle décrit un mécanisme ECDSA_sign (là encore, en dépit du nom du mécanisme, il fonctionne aussi bien pour EdDSA), où le client s'authentifie en signant ses messages avec un algorithme à courbes elliptiques.

Les courbes elliptiques ont quelques particularités qui justifient deux extensions à TLS que présente la section 4 du RFC. Il y a Supported Elliptic Curves Extension et Supported Point Formats Extension, qui permettent de décrire les caractéristiques de la courbe elliptique utilisée (on verra plus loin que la deuxième extension ne sert plus guère). Voici, vue par tshark, l'utilisation de ces extensions dans un ClientHello TLS envoyé par OpenSSL :

Extension: elliptic_curves
                Type: elliptic_curves (0x000a)
                Length: 28
                Elliptic Curves Length: 26
                Elliptic curves (13 curves)
                    Elliptic curve: secp256r1 (0x0017)
                    Elliptic curve: secp521r1 (0x0019)
                    Elliptic curve: brainpoolP512r1 (0x001c)
                    Elliptic curve: brainpoolP384r1 (0x001b)
                    Elliptic curve: secp384r1 (0x0018)
                    Elliptic curve: brainpoolP256r1 (0x001a)
                    Elliptic curve: secp256k1 (0x0016)
...
Extension: ec_point_formats
                Type: ec_point_formats (0x000b)
                Length: 4
                EC point formats Length: 3
                Elliptic curves point formats (3)
                    EC point format: uncompressed (0)
                    EC point format: ansiX962_compressed_prime (1)
                    EC point format: ansiX962_compressed_char2 (2)

La section 5 du RFC donne les détails concrets. Par exemple, les deux extensions citées plus haut s'écrivent, dans le langage de TLS (cf. section 4 du RFC 5246) :

enum {
          elliptic_curves(10),
          ec_point_formats(11)
} ExtensionType;

La première extension permet d'indiquer les courbes utilisées. Avec celles du RFC 7748, cela donne, comme possibilités :

enum {
               deprecated(1..22),
               secp256r1 (23), secp384r1 (24), secp521r1 (25),
               x25519(29), x448(30),
               reserved (0xFE00..0xFEFF),
               deprecated(0xFF01..0xFF02),
               (0xFFFF)
} NamedCurve;  

secp256r1 est la courbe P-256 du NIST, x25519 est la Curve-25519 de Bernstein. Notez que beaucoup des courbes de l'ancien RFC 4492, jamais très utilisées, ont été abandonnées. (Les courbes se trouvent dans un registre IANA.)

Normalement, dans TLS, on peut choisir séparément l'algorithme de signature et celui de condensation (cf. section 7.4.1.4.1 du RFC 5246). Avec certains algorithmes comme EdDSA dans sa forme « pure », il n'y a pas de condensation séparée et un « algorithme » bidon, Intrinsic (valeur 8) a été créé pour mettre dans le champ « algorithme de condensation » de l'extension signature_algorithms.

Voici une négociation TLS complète, vue par curl :

%  curl -v https://www.nextinpact.com
...
* Connected to www.nextinpact.com (2400:cb00:2048:1::6819:f815) port 443 (#0)
...
* Cipher selection: ALL:!EXPORT:!EXPORT40:!EXPORT56:!aNULL:!LOW:!RC4:@STRENGTH
...
* SSL connection using TLSv1.2 / ECDHE-ECDSA-AES128-GCM-SHA256
* ALPN, server accepted to use h2
* Server certificate:
*  subject: C=US; ST=CA; L=San Francisco; O=CloudFlare, Inc.; CN=nextinpact.com
...
> GET / HTTP/1.1
> Host: www.nextinpact.com
> User-Agent: curl/7.52.1
> Accept: */*

On voit que l'algorithme utilisé par TLS est ECDHE-ECDSA-AES128-GCM-SHA256, ce qui indique ECDHE avec ECDSA. Le certificat du serveur doit donc inclure une clé « courbe elliptique ». Regardons ledit certificat :

% openssl s_client -connect www.nextinpact.com:443 -showcerts | openssl x509 -text
Certificate:
...
        Signature Algorithm: ecdsa-with-SHA256
        Issuer: C = GB, ST = Greater Manchester, L = Salford, O = COMODO CA Limited, CN = COMODO ECC Domain Validation Secure Server CA 2
...
        Subject: OU = Domain Control Validated, OU = PositiveSSL Multi-Domain, CN = ssl378410.cloudflaressl.com
        Subject Public Key Info:
            Public Key Algorithm: id-ecPublicKey
                Public-Key: (256 bit)
...
                ASN1 OID: prime256v1
                NIST CURVE: P-256
...
            X509v3 Subject Alternative Name: 
                DNS:ssl378410.cloudflaressl.com, DNS:*.baseballwarehouse.com, DNS:*.campusgroups.com, DNS:*.cretedoc.gr, DNS:*.groupment.com, DNS:*.icstage.com, DNS:*.ideacouture.com, DNS:*.industrialtour-deloitte.com, DNS:*.jonessnowboards.com, DNS:*.nextinpact.com, DNS:*.pcinpact.com, DNS:*.pinkapple.com, DNS:*.softballrampage.com, DNS:*.undercovercondoms.co.uk, DNS:baseballwarehouse.com, DNS:campusgroups.com, DNS:cretedoc.gr, DNS:groupment.com, DNS:icstage.com, DNS:ideacouture.com, DNS:industrialtour-deloitte.com, DNS:jonessnowboards.com, DNS:nextinpact.com, DNS:pcinpact.com, DNS:pinkapple.com, DNS:softballrampage.com, DNS:undercovercondoms.co.uk
    Signature Algorithm: ecdsa-with-SHA256

On a bien une clé sur la courbe P-256.

Quel est l'état des mises en œuvre de ces algorithmes dans les bibliothèques TLS existantes ? ECDHE et ECDSA avec les courbes NIST sont très répandus. ECDHE avec la courbe Curve25519 est également dans plusieurs bibliothèques TLS. Par contre, EdDSA, ou ECDHE avec la courbe Curve448, sont certes implémentés mais pas encore largement déployés.

Les changements depuis le RFC 4492 sont résumés dans l'annexe B. Souvent, une norme récente ajoute beaucoup de choses par rapport à l'ancienne mais, ici, pas mal de chose ont au contraire été retirées :

• Plusieurs courbes peu utilisées disparaissent,
• Il n'y a plus qu'un seul format de point accepté (uncompressed),
• Des algorithmes comme toute la famille ECDH_ECDSA (ECDH et pas ECDHE, donc ceux dont la clé n'est pas éphémère) sont retirés.

Parmi les ajouts, le plus important est évidemment l'intégration des « courbes Bernstein », Curve25519 et Curve448, introduites par le RFC 7748. Et il y avait également plusieurs erreurs techniques dans le RFC 4492, qui sont corrigées par notre nouveau RFC.

Et, pendant que j'y suis, si vous voulez générer un certificat avec les courbes elliptiques, voici comment faire avec OpenSSL :

% openssl ecparam -out ec_key.pem -name prime256v1 -genkey
% openssl req -new -key ec_key.pem  -nodes -days 1000 -out cert.csr
  

J'ai utilisé ici la courbe P-256 (prime256v1 est encore un autre identificateur pour la courbe NIST P-256, chaque organisme qui normalise dans ce domaine ayant ses propres identificateurs). Si vous voulez la liste des courbes que connait OpenSSL :

% openssl ecparam -list_curves 

Ce blog est accessible en TLS mais pas avec des courbes elliptiques. En effet, l'AC que j'utilise, CAcert, ne les accepte hélas pas (« The keys you supplied use an unrecognized algorithm. For security reasons these keys can not be signed by CAcert. ») Il y a des raisons pour cela mais c'est quand même déplorable. (Enfin, j'accepte quand même ECDHE.)

Enfin, un échange TLS complet vu par tshark est visible ici.

Merci à Manuel Pégourié-Gonnard pour sa relecture vigilante.