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La lutte contre la congestion du réseau est une tâche permanente des algorithmes utilisés dans l'Internet. Si les émetteurs de données envoyaient des octets aussi vite qu'ils le pouvaient, sans jamais réfléchir, l'Internet s'écroulerait vite. Des protocoles comme TCP ou QUIC contiennent donc des algorithmes de contrôle de la congestion. Il y en a plusieurs, certains peuvent être néfastes, et ce RFC, qui remplace le RFC 5033, explique comment de nouveaux algorithmes doivent être évalués avant d'être déployés en vrai. Bref, la prudence est nécessaire.

Le RFC 2914 expose les principes généraux du contrôle de congestion du réseau. Notre RFC 9743 a un autre but : créer un cadre d'évaluation des algorithmes de contrôle de la congestion. Car c'est très difficile de concevoir et de spécifier un tel algorithme. Songez qu'il doit fonctionner sur des types de liens très différents, des réseaux à énorme capacité sur les courtes distance d'un centre de données (RFC 8257) à des liaisons radio à grande distance et avec un fort taux de perte de paquets. Il doit fonctionner en Wifi, sur la fibre, sur des liens surchargés, bien exploiter des liens à forte capacité, supporter des liens à forte latence, etc. Et l'efficacité de ces algorithmes dépend aussi de l'application qui va les utiliser, la vidéoconférence ne produisant pas les mêmes effets que le transfert de fichiers, le visionnage de vidéos haute définition, les connexions interactives type SSH, l'accès à des sites Web, etc).

La plupart des protocoles de transport normalisés par l'IETF ont du contrôle de congestion. Quand le RFC 5033 a été publié, cela concernait surtout TCP (RFC 9293), avec des outsiders comme DCCP (RFC 4340) ou SCTP (RFC 9260). Mais il y a aussi désormais QUIC (RFC 9000) et RMCAT (RFC 8836).

Parmi les algorithmes de contrôle de la congestion développés pour l'Internet, on peut citer CUBIC RFC 9438, Reno RFC 5681, BBR (pas encore de RFC mais il y a un brouillon, draft-ietf-ccwg-bbr), et autres.

Le RFC 5033 ne dit pas clairement si on a « le droit » de déployer un nouvel algorithme de contrôle de la congestion sans l'avoir normalisé dans un RFC. En tout cas, en pratique, comme le montre le déploiement de CUBIC et BBR, on n'attend pas le RFC (l'Internet est sans permission), on publie le code, sous une licence libre dans le cas ci-dessus (CUBIC a été surtout porté par sa mise en œuvre dans Linux) et on y va. Pourtant, avoir une spécification écrite et disponible, revue par l'IETF, serait certainement bénéficiaire pour tout le monde, permettant un examen large du nouvel algorithme et de certaines de ses conséquences imprévues.

(Le RFC cite un très bizarre argument comme quoi, dans certaines entreprises, les développeurs ont le droit de lire les RFC mais pas le code source publié sous une licence libre. Je ne suis pas juriste mais cela ressemble à un disjonctage sérieux de la part du juriste qui a prétendu cela.)

Notre RFC 9743 est donc un guide des gens qui vont faire cette très souhaitable évaluation des algorithmes de lutte contre la congestion, dans le prolongement du RFC 2914.

Donc, place au guide, en section 3, le centre de ce RFC. Premier objectif, qu'il existe plusieurs mises en œuvre de l'algorithme, et sous une licence libre. Ce n'est pas une obligation (surtout si le RFC décrivant l'algorithme a le statut « Expérimental ») mais c'est souhaité.

En parlant d'algorithmes expérimentaux, le RFC rappelle que la spécification d'un tel algorithme doit indiquer quels résultats on attend de l'expérience, et qu'est-ce qu'il faudrait pour progresser. La section 12 du RFC 6928 et la section 4 du RFC 4614 sont de bons exemples en ce sens.

Un algorithme expérimental ne doit pas être activé par défaut et doit être désactivable s'il a des comportements désagréables. Mais il faut quand même le tester sinon il ne progressera jamais et ce test peut, au début, être fait dans un simulateur (RFC 8869) mais il doit, à un moment, être fait en vrai grandeur, dans l'Internet réel. Le RFC ajoute donc que tout déploiement ne doit être fait qu'accompagné de mesures qui permettront d'obtenir des informations.

Comme résultat de l'évaluation, tout RFC décrivant un algorithme de contrôle de congestion doit indiquer explicitement, dès le début, s'il est sûr et peut être déployé massivement sans précautions particulières. (Un exemple d'expérimentation figure dans le RFC 3649.)

Une exception est faite par notre RFC sur les « environnements contrôlés » (section 4). Il s'agit de réseaux qui sont sous le contrôle d'une seule organisation, qui maitrise tout ce qui s'y passe, sans conséquences pour des tiers (RFC 8799), et peuvent donc utiliser des algorithmes de contrôle de la congestion qu'on ne voudrait pas voir déployés dans l'Internet public. Un exemple typique d'un tel « environnement contrôlé » est un centre de données privé, avec souvent des commutateurs qui signalent aux machines terminales l'état du réseau, leur permettant d'ajuster leur débit (sur les centres de données, voir aussi la section 7.11).

Une fois passé ce cas particulier, allons voir la section 5, qui est le cœur de ce RFC ; elle liste les critères d'évaluation d'un algorithme de contrôle de la congestion. D'abord, dans le cas relativement simple où plusieurs flux de données sont en compétition sur un même lien mais que tous utilisent l'algorithme évalué. Est-ce que chaque flux a bien sa juste part (qui est une part égale aux autres, lorsque les flux veulent transmettre le plus possible) ? En outre, est-ce que l'algorithme évite l'écroulement qui se produit lorsque, en raison de pertes de paquets, les émetteurs ré-émettent massivement, aggravant le problème ? Pour cela, il faut regarder si l'algorithme ralentit en cas de perte de paquets, voire arrête d'émettre lorsque le taux de pertes devient trop important (cf. RFC 3714). Lire aussi les RFC 2914 et RFC 8961, qui posent les principes de cette réaction à la perte de paquets. Ce critère d'évaluation n'impose pas que le mécanisme d'évitement de la congestion soit identique à celui de TCP.

Une façon d'éviter de perdre les paquets est de les mettre dans une file d'attente, en attendant qu'il puissent être transmis. Avec l'augmentation de la taille des mémoires, on pourrait penser que cette solution est de plus en plus bénéfique. Mais elle mène à de longues files d'attente, où les paquets séjourneront de plus en plus longtemps, au détriment de la latence, un phénomène connu sous le nom de bufferbloat. Le RFC demande donc qu'on évalue les mécanismes de contrôle de la congestion en regardant comment ils évitent ces longues files d'attente (RFC 8961 et RFC 8085, notez que Reno et CUBIC ne font rien pour éviter le bufferbloat).

Il est bien sûr crucial d'éviter les pertes de paquets ; même si les protocoles comme TCP savent les rattraper (en demandant une réémission des paquets manquants), les performances en souffrent, et c'est du gaspillage que d'envoyer des paquets qui seront perdus en route. Un algorithme comme la première version de BBR (dans draft-cardwell-iccrg-bbr-congestion-control-00) avait ce défaut de mener à des pertes de paquets. Mais cette exigence laisse quand même pas mal de marge de manœuvre aux protocoles de contrôle de la congestion.

Autre exigence importante, la justice. On la décrit souvent en disant que tous les flux doivent avoir le même débit. Mais c'est une vision trop simple : certains flux n'ont pas grand'chose à envoyer et il est alors normal que leur débit soit plus faible. La justice se mesure entre des flux qui sont similaires.

En parlant de flux, il faut noter que, comme les algorithmes de contrôle de congestion n'atteignent leur état stable qu'au bout d'un certain temps, les flux courts, qui peuvent représenter une bonne partie du trafic (songez à une connexion TCP créée pour une seule requête HTTP d'une page de petite taille) n'auront jamais leur débit théorique. Les auteurs d'un protocole de contrôle de la congestion doivent donc étudier ce qui se passe lors de flux courts, qui n'atteignent pas le débit asymptotique.

La question de la justice ne concerne pas que les flux utilisant tous le même algorithme de controle de la congestion. Il faut aussi penser au cas où plusieurs flux se partagent la capacité du réseau, tout en utilisant des algorithmes différents (section 5.2). Le principe, lorsqu'on envisage un nouveau protocole, est que les flux qui l'utilisent ne doivent pas obtenir une part de la capacité plus grande que les flux utilisant les autres protocoles (RFC 5681, RFC 9002 et RFC 9438). Le nouveau protocole doit être étudié en s'assurant qu'il ne va pas dégrader la situation, et ne pas supposer qu'il sera le seul, il devra au contraire coexister avec les autres protocoles. (Dans un réseau décentralisé comme l'Internet, on ne peut pas espérer que tout le monde utilise le même protocole de contrôle de la congestion.)

Pour compliquer la chose, il y a aussi des algorithmes qui visent à satisfaire les besoins spécifiques des aplications « temps réel ». Leur débit attendu est faible mais ils sont par contre très exigeants sur la latence maximale (cf. RFC 8836). La question est étudiée dans les RFC 8868 et RFC 8867 ainsi que, pour le cas spécifique de RTP, dans le RFC 9392. Si on prétend déployer un nouveau protocole de contrôle de la congestion, il doit coexister harmonieusement avec ces protocoles temps réel. La tâche est d'autant plus diffcile, note notre RFC, que ces protocoles sont souvent peu ou mal documentés.

Bon, quelques autres trucs à garder en tête. D'abord, il faut évidemment que tout nouveau protocole soit déployable de manière incrémentale. Pas question d'un flag day où tout l'Internet changerait de mécanisme de contrôle de la congestion du jour au lendemain (section 5.3.2). Si le protocole est conçu pour des environnements très spécifiques (comme l'intérieur d'un centre de données privé), il peut se permettre d'être plus radical dans ses choix mais le RFC insiste sur l'importance, dans ce cas, de décrire les mesures par lesquelles on va s'assurer que le protocole n'est réellement utilisé que dans ces environnements. Un exemple de discussion sur le déploiement incrémental figure dans les sections 10.3 et 10.4 du RFC 4782.

La section 6 de notre RFC rappelle que le protocole doit être évalué dans des environnements différens qu'on peut rencontrer sur l'Internet public. Ainsi, les liaisons filaires se caractérisent par une très faible quantité de perte de paquets, sauf dans les routeurs lorsque la file d'attente est pleine. Et leurs caractéristiques sont stables dans le temps. En revanche, les liens sans fil ont des caractéristiques variables (par exemple en fonction d'évènements météorologiques) et des pertes de paquets en route, pas seulement dans les routeurs. Le RFC 3819 et le brouillon draft-irtf-tmrg-tools (dans sa section 16) discutent ce problème, que l'algorithme de contrôle de congestion doit prendre en compte.

Tout cela est bien compliqué, vous allez me dire ? Mais ce n'est pas fini, il reste les « cas spéciaux » de la section 7. D'abord, si le routeur fait de l'AQM, c'est-à-dire jette des paquets avant que la file d'attente ne soit pleine. Des exemples de tels algorithmes sont Flow Queue CoDel (RFC 8290), PIE (Proportional Integral Controller Enhanced, RFC 8033) ou L4S (Low Latency, Low Loss, and Scalable Throughput, RFC 9332). L'évaluation doit donc tenir compte de ces algorithmes.

Certains réseaux disposent de disjoncteurs (breakers, RFC 8084), qui surveillent le trafic et coupent ou réduisent lorsque la congestion apparait. Là encore, tout nouvel algorithme de contrôle de la congestion qu'on utilise doit gérer le cas où de tels disjoncteurs sont présents.

Autre cas qui complique les choses, les réseaux à latence variable. Avec un réseau simple, la latence dans les câbles est fixe et la latence vue par les flux ne varie qu'avec l'occupation des files d'attentes du routeur. Mais un chemin à travers l'Internet n'est pas simple, et la latence peut varier dans le temps, par exemple parce que les routes changent et qu'on passe par d'autres réseaux. (Voir par exemple les conséquences d'une coupure de câble.) Bref, le protocole de contrôle de la congestion ne doit pas supposer une latence constante. En parlant de latence, il y a aussi des liens qui ont une latence bien plus élevée que ce que qu'attendent certains protocoles simples. C'est par exemple le cas des liens satellite (RFC 2488 et RFC 3649). Et en parlant de variations, l'Internet voit souvent des brusques changements, par exemple un brusque afflux de paquets, et notre protocole devra gérer cela (section 9.2 du RFC 4782). J'avais dit que l'Internet était compliqué !

Et pour ajouter à cette complication, il y a des réseaux qui changent l'ordre des paquets. Oui, vous savez cela. Tout le monde sait qu'IP ne garantit pas l'ordre d'arrivée des paquets. Tout le monde le sait mais notre RFC juge utile de le rappeler car c'est un des défis que devra relever un protocole de contrôle de la congestion : bien fonctionner même en cas de sérieux réordonnancement des paquets, comme discuté dans le RFC 4653.

L'algorithme utilisé pour gérer la congestion ne doit pas non plus être trop subtil, car il faudra qu'il puisse être exécuté par des machines limitées (en processeur, en mémoire, etc, cf. RFC 7228).

Le cas où un flux emprunte plusieurs chemins (Multipath TCP, RFC 8684, mais lisez aussi le RFC 6356) est délicat. Par exemple, on peut avoir un seul des chemins qui est congestionné (le protocole de gestion des chemins peut alors décider d'abandonner ce chemin) mais aussi plusieurs chemins qui partagent le même goulet d'étranglement.

Et, bien sûr, l'Internet est une jungle. On ne peut pas compter que toutes les machines seront gérées par des gentilles licornes arc-en-ciel bienveillantes. Tout protocole de contrôle de la congestion déployé dans l'Internet public doit donc tenir compte des méchants. (Il y a aussi, bien plus nombreux, les programmes bogués et les administrateurs système incompétents. Mais, si un protocole tient le coup en présence d'attaques, a fortiori, il résistera aux programmes non-conformes.) Une lecture intéressante est le RFC 4782, dans ses sections 9.4 à 9.6.

L'annexe A résume les changements depuis le RFC 5033. Il y a notamment :

• L'ajout de QUIC,
• un texte plus précis sur le bufferbloat,
• le cas des machines contraintes (pour l'IoT),
• des discussions sur l'AQM, les flux courts, le temps réel…

Le langage CDDL, qui permet de créer un schéma formel pour des formats comme CBOR, peut s'étendre via l'ajout d'« opérateurs de contrôle ». Ce RFC en spécifie quelques uns, notamment pour agir sur du texte ou convertir d'une forme dans une autre.

CDDL est normalisé dans le RFC 8610. Sa principale utilisation est pour fournir des schémas afin de valider des données encodées en CBOR (RFC 8949). Du fait de l'extensibilité de CDDL (voir notamment RFC 8610, section 3.8), le RFC 9165 a pu ajouter l'addition, la concaténation, etc. Notre nouveau RFC 9741 ajoute encore d'autres opérateurs, surtout de conversion d'une représentation dans une autre.

Je ne vais pas tous les citer ici (lisez le RFC), juste donner quelques exemples. D'abord, .b64u, qui va convertir une chaine d'octets en sa représentation en Base64 (RFC 4648 et, rassurez-vous, il y a aussi des opérateurs pour Base32 et les autres).

Voici un exemple. Mais d'abord, on installe l'outil cddl. Écrit en Ruby, il s'installe avec :

% gem install cddl
  

Ensuite, on écrit un schéma CDDL utilisant l'opérateur .b45 (Base45 est normalisé dans le RFC 9285) :

%    cat base.cddl
encoded = text .b45 "Café ou thé ?"
  

En utilisant les fonctions de génération de l'outil cddl, on trouve :

% cddl base.cddl generate
"EN8R:C6HL34ES44:AD6HLI1"
  

C'est bien l'encodage en Base45 de la chaine de caractères utilisée (évidemment, dans un vrai schéma, on utiliserait une variable, pas une chaine fixe).

Ensuite, .printf va formater du texte, en utilisant les descriptions de format du printf de C.

% cat printf.cddl 
my_alg_19 = hexlabel<19>
hexlabel<K> = text .printf (["0x%04x", K])

% cddl printf.cddl generate 
"0x0013"

  

Bien sûr, ce n'est pas la méthode la plus simple pour convertir le 19 décimal en 13 hexadécimal. Mais le but est simplement d'illustrer le fonctionnement des nouveaux opérateurs.

Enfin, .join va transformer un tableau en chaine d'octets. Voici l'exemple du RFC, avec des adresses IPv4 :

% cat address.cddl

legacy-ip-address = text .join legacy-ip-address-elements
legacy-ip-address-elements = [bytetext, ".", bytetext, ".",
                                 bytetext, ".", bytetext]
bytetext = text .base10 byte
byte = 0..255

% cddl address.cddl generate
"108.58.234.211"
% cddl address.cddl generate
"42.65.53.156"
% cddl address.cddl generate
"77.233.49.115"
 

Les nouveaux opérateurs ont été placés dans le registre IANA. Ils sont mis en œuvre dans l'outil de référence de CDDL (le cddl utilisé ici). Écrit en Ruby, on peut l'installer avec la méthode Ruby classique :

% gem install cddl
  

Il existe une autre mise en œuvre de CDDL (qui porte malheureusement le même nom). Elle est en Rust et peut donc s'installer avec :

% cargo install cddl

Elle n'inclut pas encore les opérateurs de ce RFC :

% ~/.cargo/bin/cddl validate --cddl schema.cddl --json person.json
Error: "error: lexer error\n  ┌─ input:7:26\n  │\n7 │ legacy-ip-address = text .join legacy-ip-address-elements\n  │                          ^^^^^ invalid control operator\n\n"
  

Peut-être, dans le futur, nous aurons un Internet quantique, où les communications utiliseront à fond les surprenantes propriétés de la physique quantique. Ce RFC se penche sur les applications que cela pourrait avoir, et les utilisations possibles.

Un Internet quantique, décrit dans le RFC 9340, ce serait un Internet où les machines terminales et les routeurs utiliseraient des propriétés purement quantiques, comme l'intrication. Ces divers engins seraient reliés par des liens, par exemple des photons circulant en dehors de tout câble, une configuration bien adaptée à l'utilisation de la quantique. Si vous voulez apprendre plus en détail ce que pourrait être un Internet quantique, voyez l'article de Wehner, S., Elkouss, D. et R. Hanson, « Quantum internet: A vision for the road ahead », publié dans Science. Rappelons qu'il n'y a pas de perspective réaliste de grand remplacement de l'Internet classique : l'Internet quantique va venir en plus, pas à la place.

À quoi va pouvoir servir un Internet quantique ? On peut imaginer, par exemple, des calculs quantiques répartis, ou de la synchronisation d'horloges atomiques.

Un peu de terminologie, ensuite. La section 2 du RFC définit les termes importants. Ce sont ceux du RFC 9340 plus, notamment :

• Qubit : unité d'information en calcul quantique. Sa valeur, quand on le mesure, est 0 ou 1, comme un bit classique mais, tant qu'il n'a pas été mesuré, ce n'est qu'une probabilité. Diverses particules élémentaires peuvent être utilisées pour faire un qubit, par exemple les photons et, pour chaque particule, tout degré de liberté (comme le spin) peut servir à encoder le qubit.
• Paires de Bell : deux qubits intriqués, par exemple (en utilisant la notation de Dirac) (|00>+|11>)/Sqrt(2).
• NISQ (Noisy Intermediate-Scale Quantum) : l'état actuel des calculateurs quantiques, petits et faisant plein d'erreurs.
• « Préparer et mesurer » : se dit des protocoles quantiques les plus simples, où on prépare des qubits et où on les mesure ensuite. Le protocole de distribution quantique de clés BB84 est un exemple.
• Téléportation : déplacer quantiquement un qubit d'un point à un autre (c'est moins évident que pour déplacer un bit). Notez qu'il existe une différence subtile entre téléporter un qubit et le transmettre mais l'explication de cette différence est au-dessus de mes forces.

Revenons maintenant aux applications, le but de ce RFC. Il y a plusieurs catégories :

• Cryptographie quantique (terme sans doute excessif - il s'agit plutôt d'aider des opérations cryptographiques par la quantique - mais largement utilisé),
• Capteurs quantiques,
• Calcul quantique.

Voyons-les dans l'ordre. D'abord, utilisations de la quantique pour aider la cryptographie. (Au passage, la cryptographie post-quantique est tout le contraire : elle utilise des calculateurs classiques pour faire de la cryptographie qui résiste aux calculateurs quantiques.) Cela inclut :

• Distribution quantique de clés (dont j'ai déjà dit du mal).
• Négociation byzantine rapide : une solution quantique au problème des généraux byzantins.
• Argent quantique : la quantique peut tout, même gérer de l'argent. Plus fort que les cryptomonnaies ! Après tout, une propriété essentielle des états quantiques est le fait qu'on ne puisse pas les copier. C'est certainement utile pour l'argent mais ce n'est pas facile à faire (cf. les attaques décrites dans « Cryptanalysis of Three Quantum Money Schemes »).

Il y a aussi des capteurs quantiques ; intriqués, ils permettent des mesures particulièrement sensibles (voir « Multiparameter Estimation in Networked Quantum Sensors » ou, par exemple, pour la synchronisation d'horloges, « A quantum network of clocks »).

On connait également les possibilités de la physique quantique pour le calcul, notamment via la possibilité de casser des algorithmes de cryptographie. On peut envisager des calculateurs quantiques répartis, où plusieurs calculateurs séparés travailleraient ensemble, donnant l'impression d'un calculateur unique. Il pourrait également exister du calcul quantique en aveugle, où le calcul serait fait sur des données, sans avoir les données en question, ce qui serait utile pour la confidentialité. (Oui, cela semble magique, mais c'est souvent comme cela dans le monde quantique, et ce calcul en aveugle est détaillé dans la section 4.2. Voir « Private quantum computation: an introduction to blind quantum computing and related protocols ».)

La section 4 présente ensuite des scénarios d'usage plus détaillés, par exemple sur la distribution quantique de clés (voir l'article sceptique de l'ANSSI), le calcul en aveugle et le calcul quantique réparti.

Tout cela est bien joli mais, pour passer de ces applications futuristes à un vrai Internet quantique, il faut des machines, et les connecter. La section 5 du RFC détaille ce qui sera nécessaire pour ce déploiement. Actuellement, on a quelques centaines de qubits physiques dans les plus gros calculateurs (et ce sont des NISQ, avec beaucoup d'erreurs), ce qui est très insuffisant. Suivant la classification de Wehner, le RFC cite six étapes possibles vers un Internet quantique :

• Première étape, des répéteurs de confiance (et donc pas de sécurité de bout en bout, c'est la situation actuelle de pas mal de réalisations quantiques lourdement vantées dans les médias ignorants, dans les articles technobéats sur la QKD),
• Deuxième étape, quand l'utilisateur final peut lui-même préparer et mesurer des qubits,
• Ensuite, chemin quantique de bout en bout, donc de la vraie distribution quantique de clés, par exemple,
• À la quatrième étape, les répéteurs peuvent agir sur les qubits (section 5.1 pour les détails), ce qui permettra plein d'autres applications comme le calcul en aveugle,
• Puis ils deviennent capables de correction d'erreurs, ce qui évite de consommer plein de qubits physiques pour faire un qubit logique,
• Et enfin, sixième et dernière étape, quand le nombre de qubits sera suffisant pour faire toutes les applications dont on rêve.

Cette image vient de l'article « Quantum internet: A vision for the road ahead  :

Comme toujours dans un RFC, il y a une section sur la sécurité, qui douche toujours un peu les espoirs. Ce n'est pas tout de communiquer, il faut aussi le faire de manière sûre. Si la distribution quantique de clés résiste à toute tentative d'espionnage (elle est protégée par la physique, et pas par la mathématique mais attention quand même), une autre technologie quantique fait courir des risques à la cryptographie, les calculateurs quantiques peuvent casser des algorithmes très utilisés comme RSA et ECDSA. Dans un monde (très futuriste…) où on aurait des calculateurs quantiques significatifs (CRQC = Cryptographically Relevant Quantum Computers) reliés par un réseau quantique pour qu'ils se partagent les calculs, toutes les clés RSA du monde seraient cassées rapidement. Il est donc important de travailler dès maintenant sur la cryptographie post-quantique.

À ce stade, la constatation est que malheureusement nous n'avons pas encore d'Internet quantique pour faire des ping et des traceroute…

L'Internet est aujourd'hui un service indispensable à toutes les activités humaines. Un accès correct à ce réseau est donc crucial. Mais plusieurs problèmes limitent l'accès à l'Internet ou à plusieurs de ses services. L'IAB avait organisé en janvier 2024 un atelier sur cette question, atelier dont ce RFC est le compte-rendu.

Trois thèmes principaux étaient à l'agenda de cet atelier, qui s'est tenu entièrement en ligne : l'état de la fracture numérique, le rôle des réseaux communautaires et la question de la censure. Oui, il y aurait eu plein d'autres thèmes possibles (comme les difficultés d'accès aux services en ligne, par exemple parce que leur utilisation est anormalement difficile) mais en trois jours d'atelier, ce n'est déjà pas mal.

Comme tous les ateliers de l'IAB, celui-ci a fonctionné en demandant aux participants des position papers expliquant leur point de vue. Ne participent à l'atelier que des gens ayant écrit un de ces articles, ce qui garantit que tout le monde a dû travailler le sujet. Ces articles sont disponibles en ligne.

Le RFC commence en rappelant que, dans une société où tout se fait via l'Internet, ne pas avoir accès à l'Internet, ou bien n'avoir un accès que dans de mauvaises conditions, est une discrimination inacceptable. Le RFC insiste sur ce deuxième point : aujourd'hui, le problème n'est plus uniquement l'absence totale d'accès Internet, c'est souvent l'accès de mauvaise qualité (liaison trop lente, intermittente, ordinateur trop lent pour les sites Web modernes surchargés de gadgets, censure, etc). L'atelier de l'IAB visait à :

• récolter des informations sur les diverses inégalités d'accès,
• mieux comprendre les différentes façons dont les gens accèdent à l'Internet (et pas uniquement dans les pays riches),
• et ce que veut dire « être connecté à l'Internet » pour les utilisateurs, quels sont leurs usages et leurs exigences.

Le premier jour, l'atelier a surtout travaillé sur les réseaux dits « communautaires » (terminologie très étatsunienne, je m'excuse mais c'est celle du RFC). Ces réseaux bâtis localement par leurs utilisateurices, sans but lucratif, sont décrits plus en détail dans le RFC 7962 et un groupe de recherche IRTF existe, GAIA. Le plus connu et le plus souvent cité est Guifi. Ces réseaux communautaires souffrent de divers problèmes, dont bien sûr le coût élevé du transit, qui est nécessaire pour joindre le reste de l'Internet. Une des pistes évoquées était l'installation des CDN dans ces réseaux communautaires, pour limiter l'utilisation du transit. Cette piste était par exemple citée dans cette intervention, dont on notera qu'un des auteurs travaille pour un CDN, qui a par ailleurs un projet caritatif pour les réseaux communautaires. Opinion personnelle : c'est très discutable, les CDN ne servent qu'à la consommation passive de contenu et, pire, renforcent le contenu déjà très populaire.

L'accès au transit peut se faire par liaison terrestre fixe mais aussi par satellite, les satellites en orbite basse (LEO) étant actuellement en plein développement. Notez que cela ne résout pas les problèmes de contrôle, comme l'a montré la coupure de l'Ukraine par Starlink.

Le RFC note aussi un problème social : les opérateurs des réseaux communautaires sont peu présents à l'IETF et donc leurs questions et problèmes ne sont pas forcément bien pris en compte dans la normalisation technique.

Autre sujet, le deuxième jour, la fameuse fracture numérique. Comme dit plus haut, elle ne se réduit pas au fait de ne pas avoir d'accès du tout, problème qu'on pourrait régler en posant de la fibre optique. Il y a aussi une fracture entre celleux qui accèdent à l'Internet dans de bonnes conditions et celleux qui sont du mauvais côté de la fracture. Des bonnes conditions, cela concerne à la fois la technique (liaison rapide et fiable) mais aussi la maitrise de son activité en ligne (ne pas être dépendant des GAFA, par exemple, ce que le RFC ne mentionne guère).

À l'atelier, Holz a par exemple étudié les serveurs DNS faisant autorité pour divers domaines australiens et montré que les organisations indigènes étaient nettement moins bien servies.

Les différentes personnes vivant sur Terre parlant de nombreuses langues différentes, la question de la possibilité de chacun·e d'utiliser sa langue a toute sa place dans toute discussion sur les inégalités d'accès. D'où l'exposé de Hussain sur le projet Universal Acceptance de l'ICANN, qui vise à faire en sorte que, par exemple, les noms de domaine en Unicode soient acceptés partout. Actuellement, si le travail de normalisation est largement fini, le déploiement effectif est loin d'être complet. (Opinion personnelle : cette question de l'acceptation universelle des TLD ICANN en Unicode n'est qu'une toute petite partie de la question des langues sur l'Internet.)

Il y a aussi le problème des performances : bien des sites Web modernes sont développées par une personne riche et bien connectée, munie d'un ordinateur rapide. Ils sont souvent pénibles à utiliser lorsque la liaison est lente et/ou la machine de l'utilisateur un peu ancienne. (Et, dans mon expérience, les remarques aux développeurs Web sur ce point sont souvent accueillies par des remarques méprisantes.) L'étude de Habib et al. analyse très bien ce problème, notamment pour les pays « du Sud » (et propose une solution technique mais, quoi qu'on pense de cette solution, l'étude reste très pertinente). Sinon, le RFC n'en parle pas, mais ce problème est une des motivations du projet Gemini.

Gros morceau pour la troisième session, la censure. C'est évidemment un des principaux obstacles sur la route des utilisateurices. Ainsi, le projet iMAP (rien à voir avec IMAP) a documenté la censure dans plusieurs pays asiatiques, notamment en utilisant les sondes OONI. De nombreuses techniques différentes sont utilisées, par exemple des résolveurs DNS menteurs, ou bien, plus sophistiqué, une interférence avec les connexions HTTPS, utilisant le SNI pour repérer le site visité. Parfois, l'utilisateurice est redirigé·e vers une page expliquant le blocage (comme je l'avais vu il y a déjà seize ans à Dubaï, la censure n'est pas une invention récente). Parfois, la censure est plus hypocrite et ne s'avoue pas comme telle.

Une autre étude détaillée est celle de Grover, portant notamment sur l'Inde et le Pakistan. Il insiste notamment sur le caractère inégal de la mise en œuvre de la censure, bien des ressources n'étant bloquées que par certains FAI.

Évidemment, en Russie, la guerre avec l'Ukraine est le prétexte pour un durcissement considérable de la censure. Basso l'a étudié avec OONI. Notez que son étude montre des domaines bloqués sans être pour autant sur la liste officielle de blocage.

Comme la censure, comme dans ce cas russe, est souvent hypocrite, voire dissimulée, il y a beaucoup de travail à faire du point de vue technique pour l'analyser. C'est ainsi que Wang et al ont présenté les solutions utilisables pour cela. (Et le problème est complexe !)

Tous les intervenants sur la question de la censure ont insisté sur l'importance de l'information des utilisateurices, souvent laissé·es délibèrement dans le noir sur les raisons d'un blocage ou même sur sa simple existence. Les solutions normalisées existantes pour cela incluent le code de retour 451 de HTTP (normalisé dans le RFC 7725) ou les codes EDE, notamment le code 16, pour le DNS (normalisés dans le RFC 8914). Voici deux exemples, respectivement par Google et par Cloudflare, vus en juillet 2024, à propos de la censure en France de sites qui diffusent des spectacles sportifs en violation des intérêts financiers des entreprises comme Canal+ :

% dig @8.8.8.8 tarjetarojatvlive.net
…
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: REFUSED, id: 7912
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 0, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1

;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags:; udp: 512
; EDE: 16 (Censored): (The requested domain is on a court ordered copyright piracy blocklist for FR (ISO country code). To learn more about this specific removal, please visit https://lumendatabase.org/notices/41939614.)
…
;; SERVER: 8.8.8.8#53(8.8.8.8) (UDP)
;; WHEN: Wed Jul 03 10:34:44 CEST 2024

  

% curl -v jokersportshd.net         
…
* Connected to jokersportshd.net (2606:4700:3034::6815:5b9) port 80 (#0)
> GET / HTTP/1.1
> Host: jokersportshd.net
> User-Agent: curl/7.81.0
> Accept: */*
…
< HTTP/1.1 451 
< Date: Wed, 03 Jul 2024 08:36:59 GMT
< Content-Type: text/html
…
<!DOCTYPE html><html class="no-js" lang="en-US"> <head>
<title>Unavailable For Legal Reasons</title> 
…
<p>This website is unavailable for legal reasons.</p><p>Please see <a
rel="noopener noreferrer"
href="https://lumendatabase.org/notices/42038946"
target="_blank">https://lumendatabase.org/notices/42038946</a> for
more details.</p>
..

  

(Il y aurait aussi le RFC 6108, mais il est aujourd'hui techniquement dépassé.) Les mécanismes standardisés pour signaler une censure sont peu utilisés aujourd'hui, et les explications sont rares.

Notons que rediriger les utilisateurs vers une page Web d'information leur annonçant qu'ils ont été bloqués (comme le fait en France la Main Rouge) est dangereux : cela permet au gestionnaire de la page en question de voir l'adresse IP (et d'autres informations envoyées par le navigateur) du visiteur ou de la visiteuse. En France, le ministère de l'Intérieur avait ainsi supprimé les données récoltées… après avoir juré qu'il n'en récoltait pas !

Qui dit censure dit évidemment contournement, car les utilisateurices ne vont pas rester les bras ballants face aux mesures de blocage. Ont été discutés à l'atelier les VPN, par exemple, y compris leurs problèmes actuels (cf. l'excellente étude de Ramesh sur les VPN et leurs limites, à lire la prochaine fois qu'un youtubeur vous fera la pub de NordVPN).

Voilà, maintenant, il y a du travail pour des groupes IRTF comme GAIA, HRPC, PEARG, et MAPRG (section 2.4 du RFC, sur le travail à faire).

Alain Aspect raconte dans ce livre l'histoire des expériences qu'il a menées dans les années 1970-1980 et qui ont prouvé la violation des inégalités de Bell (en termes journalistiques « prouvé qu'Einstein avait tort »). Attention, il faut s'accrocher, mais c'est très bien décrit.

Bon, alors, avant que vous ne commandiez le livre, je vous dis tout de suite qu'à mon avis il faut au moins un bac scientifique et ne pas avoir tout oublié depuis. Comme le dit l'auteur au détour d'une page « Elles [ces démonstrations mathématiques] sont au demeurant peu difficiles sur le plan technique, et particulièrement limpides si on sait les suivre. » C'est un gros si…

Mais cela vaut la peine. Car l'auteur raconte une passionnante aventure scientifique, dont il a été un des principaux protagonistes. Dans les années 1920, la physique quantique prend forme et un formalisme mathématique est développé, qui permet des calculs qui collent parfaitement avec les expériences. Donc, tout va bien, on a compris comment le monde marchait, et on peut réduire les budgets de la recherche en physique ? Non car, si la plupart des physiciens sont très contents que la quantique marche aussi bien et se satisfont de ce formalisme, Einstein râle : le fait qu'au cœur de la quantique, il n'y ait que des probabilités et pas de certitudes lui semble bancal. Il doit y avoir quelque chose sous la quantique qui permet de retrouver son formalisme. Bohr n'est pas d'accord, il pense que le caractère probabiliste de la quantique n'est pas le résultat de notre ignorance mais une propriété fondamentale. Tout le monde cite ce débat des années 1920 et 1930 comme la controverse Einstein-Bohr et, en effet, à part ces deux chercheurs, peu de physiciens se sentent concernés ; la quantique marche, c'est tout ce qu'on lui demande. Le débat Einstein-Bohr semble purement philosophique, puisqu'il n'a pas de conséquences pratiques : tout le monde est d'accord que les calculs faits avec le formalisme quantique donnent le bon résultat. Alors, savoir s'il y a quelque chose en dessous semble de peu d'intérêt (Aspect rencontrera souvent cette attitude quand il commencera à s'intéresser au sujet des dizaines d'années plus tard).

Une étape importante survient en 1964 quand Bell démontre que le problème n'est pas purement philosophique et qu'il peut être tranché par l'expérience : il établit des relations entre certaines valeurs qui sont respectées par toute théorie non probabiliste mais seraient violées par la quantique. Il ne reste « plus qu'à » tester ces relations. Mais Bell publie dans un journal peu connu et qui cessera vite de paraitre. Son article passe donc assez inaperçu (et l'Internet n'existait pas alors, c'était journaux papier et photocopies si on voulait diffuser la connaissance).

Dans les années 1970, toutefois, plusieurs équipes commencent à monter des expériences pour tester les inégalités de Bell. Elles sont très difficiles à mesurer et les premiers résultats ne sont pas très concluants, voire contradictoires. (En science, l'expérience a toujours raison ; mais que faire si deux expériences donnent des résultats contraires ?) C'est à ce moment qu'Alain Aspect se penche sur le sujet. Son livre, après avoir exposé en détail le problème qu'on essayait de résoudre (en très simplifié : est-ce Einstein ou Bohr qui avait raison ?), décrit l'expérience ou plutôt les expériences, qui finalement trancheront la question. (Divulgâchage : les inégalités de Bell sont violées, le formalisme quantique était donc tout ce qui comptait et son caractère probabiliste est fondamental.)

La réalisation de l'expérience a nécessité plusieurs tours de force, racontés dans le livre. (Vous y apprendrez pourquoi il faut beaucoup de sable pour vérifier la physique quantique.) À chaque résultat, des objections pouvaient être élevées. Par exemple, les deux instruments qui filtrent les photons émis (les polariseurs), avant leur mesure, sont censés être indépendants. Mais peut-être se coordonnent-ils d'une manière inconnue ? Pour éliminer cette possibilité, il faut alors modifier l'expérience pour déplacer les instruments en moins de temps qu'il n'en faut à la lumière pour aller de l'un à l'autre, afin d'être sûr qu'ils n'ont pas pu se coordonner. (Vous noterez que cela utilise un résultat connu d'Einstein : la vitesse de la lumière ne peut pas être dépassée.) À la fin, tout le monde s'y rallie : aucune échappatoire, la quantique, dans l'interprétation qu'en faisait Bohr, est bien gagnante (il a fallu encore quelques expériences après celles d'Aspect). Mais il y a quand même une partie amusante à la fin du livre, sur les possibilités que « quelque chose » intervienne et explique les résultats qui semblaient probabilistes. La science n'est jamais 100 % terminée.

Tout cela s'est étalé sur plusieurs années, compte tenu de l'extrême délicatesse des phénomènes physiques à mesurer. Comme le conseillait un expert consulté par Aspect au début « ne vous lancez pas là-dedans si vous n'avez pas un poste stable, avec sécurité financière ».

Et le titre du livre, alors ? L'opinion d'Aspect est qu'Einstein, avec ces expériences, aurait admis que la physique quantique donnait bien une description complète. Les erreurs sont importantes en science, ici, elles ont poussé à creuser la question, et j'ai appris dans ce livre que l'intrication quantique, une des propriétés les moins intuitives du monde quantique, avait justement été mise en évidence par Einstein, lors de ce débat. Voulant trouver un cas « absurde » pour appuyer son point de vue, il a découvert quelque chose de très utile.

Lors de la présentation du livre à la librairie Le Divan à Paris, le 14 février, un spectateur a demandé à Aspect son opinion sur les calculateurs quantiques, qui utilisent justement l'intrication. « Il [le calculateur quantique] marche car il y a davantage d'informations dans des particules intriquées que la somme de leurs informations. Mais il n'existe aujourd'hui aucun vrai ordinateur quantique. Trop d'erreurs et pas assez de corrections (1 000 qubits réels pour faire un seul qubit logique correct). »

La vidéo de la présentation à la librairie Le Divan (animée par Anna Niemiec, de la chaine Space Apéro), est visible en ligne.

Le langage JSONPath sert à désigner une partie d'un document JSON. Il est donc utile pour, par exemple, extraire des valeurs qui nous intéressent.

Il existe de nombreux langages pour cela (une liste partielle figure à la fin de l'article), pas forcément normalisés mais mis en œuvre dans tel ou tel logiciel (dont, évidemment, jq). Ce RFC est, je crois, la première normalisation formelle d'un tel langage. Voici tout de suite un exemple, utilisant le logiciel jpq, sur la la base des arbres parisiens :

% jpq '$[*].libellefrancais' arbres.json
[
  "Marronnier",
  "Aubépine",
  "Cerisier à fleurs",
…
  

Cela se lit « affiche les noms d'espèce [libellefrancais, dans le fichier] de tous [vous avez vu l'astérisque] les arbres ». (Avec jq, on aurait écrit jq '.[].libellefrancais' arbres.json.) Voyons maintenant les détails.

JSONPath travaille sur des documents JSON, JSON étant normalisé dans le RFC 8259. Il n'est sans doute pas utile de présenter JSON, qui est utilisé partout aujourd'hui. Notons simplement que l'argument d'une requête JSONPath, écrit en JSON, est ensuite modélisé comme un arbre, composé de nœuds. Le JSON {"foo": 3, "bar": 0} a ainsi une racine de l'arbre sous laquelle se trouvent deux nœuds, avec comme valeur 3 et 0 (les noms des membres JSON, foo et bar, ne sont pas sélectionnables par JSONPath et donc pas considérés comme nœuds).

Vous êtes impatient·e de vous lancer ? On va utiliser le logiciel jpq cité plus haut. Pensez à installer un Rust très récent puis :

cargo install jpq
  

Ou bien, si vous voulez travailler à partir des sources :

git clone https://codeberg.org/KMK/jpq.git
cd jpq
cargo install --path .
  

Puis pensez à modifier votre chemin de recherche d'exécutables si ce n'est pas déjà fait (notez que l'excellente Julia Evans vient justement de faire un très bon article sur ce sujet). Testez :

% echo '["bof"]' | jpq '$[0]'
[
  "bof"
]
  

Les choses utiles à savoir pour écrire des expressins JSONPath :

• Le dollar indique la racine de l'arbre JSON.
• L'expression JSONPath est faite de segments, chaque segment permettant de filtrer une partie du document JSON (dans l'exemple immédiatement au-dessus, [0] est un segment sélectionnant le premier élément d'un tableau, ici, le seul).
• Des sélecteurs sont utilisés dans les segments pour sélectionner via le nom d'un membre JSON ou via un indice (0 dans l'exemple plus haut).

La grammaire complète (en ABNF, RFC 5234) figure dans l'annexe A du RFC.

Allez, passons aux exemples, avec les arbres parisiens comme document JSON. Le quatrième arbre du document (on part de zéro) :

% jpq '$[3]' arbres.json
[
  {
    "idbase": 143057,
    "typeemplacement": "Arbre",
    "domanialite": "CIMETIERE",
    "arrondissement": "PARIS 20E ARRDT",
    "complementadresse": null,
    "numero": null,
    "adresse": "CIMETIERE DU PERE LACHAISE / DIV 41",
    "idemplacement": "D00000041050",
    "libellefrancais": "Erable",
…
  

Tous les genres (dans la classification de Linné) :

% jpq '$[*].genre' arbres.json  
[
  "Aesculus",
  "Crataegus",
  "Prunus",
…
  

Les sélecteurs par nom peuvent s'écrire avec un point, comme ci-dessus, ou bien entre crochets avec des apostrophes (notez comme c'est moins pratique pour le shell Unix) :

% jpq "\$[*]['genre']" arbres.json 
[
  "Aesculus",
  "Crataegus",
  "Prunus",
…
  

La forme avec les crochets est la forme canonique pour une expression JSONPath. La notation avec un point n'est acceptée que pour les noms, pas pour les indices :

% echo '[1, 2, 3]' | jpq '$[1]'
[
  2
]

% echo '[1, 2, 3]' | jpq '$.1' 
Error:   × Invalid JSONPath: at position 2, in dot member name, must start with lowercase alpha or '_'
   ╭────
 1 │ $.1
   ·   ▲
   ·   ╰── in dot member name, must start with lowercase alpha or '_'
   ╰────
  

La taille de tous les arbres qui font plus de 50 mètres de haut :

% jpq '$[?@.hauteurenm > 50].hauteurenm' < arbres.json          
[
  120,
  69,
  100,
  67,
  58,
  74,
  911
]
  

L'arobase indique le nœud en cours d'évaluation. Et, oui, l'arbre de 911 mètres de haut est une erreur, chose courante dans les données ouvertes.

Comme vous avez vu, la requête JSONPath renvoie toujours une liste de nœuds, affichée par jpq dans la syntaxe des tableaux JSON.

Vous avez vu, dans l'exemple où on cherchait les plus grands arbres, que JSONPath permet de faire des comparaisons. Vous avez droit à tous les opérateurs booléens classiques. Ici, l'identificateur de tous les arbres situés dans un cimetière :

% jpq '$[?@.domanialite == "CIMETIERE"].idbase' < arbres.json 
[
  143057,
  165296,
  166709,
…
  

JSONPath permet d'ajouter des fonctions, qui ne sont utilisables que pour les comparaisons (je ne crois pas qu'on puisse mettre leur résultat dans la valeur retournée par JSONPath). Plusieurs d'entre elles sont définies par ce RFC, comme length(), mais pas forcément mises en œuvre dans tous les programmes. Et pour compliquer les choses, des implémentations de JSONPath ajoutent leurs propres fonctions non enregistrées et qui rendent l'expression non portable.

Deux de ces fonctions, search() et match(), prennent en paramètre une expression rationnelle, à la syntaxe du RFC 9485.

Les expressions JSONPath, quand on les envoie via l'Internet, peuvent être marquées avec le type application/jsonpath, désormais enregistré (section 3 du RFC). En plus, un nouveau registre IANA est créé, pour stocker les fonctions mentionnées au paragraphe précédent. Pour ajouter des fonctions à ce registre, il faut passer par la procédure « Examen par un expert » du RFC 8126.

La section 4, sur la sécurité, est très détaillée. JSONPath était souvent mis en œuvre en passant directement l'expression ou une partie d'entre elle au langage sous-jacent (typiquement JavaScript). Inutile de détailler les énormes problèmes de sécurité que cela pose si l'expression évaluée est, en tout ou en partie, fournie par un client externe (par exemple via un formulaire Web), permettant ainsi l'injection de code. Une validation de ces expressions avant de les passer étant irréaliste, le RFC insiste sur le fait qu'une mise en œuvre de JSONPath doit avoir son propre code et ne pas compter sur une évaluation par le langage de programmation sous-jacent.

Même ainsi, une expression JSONPath peut permettre une attaque par déni de service, si une expression mène à une consommation de ressources excessive. (Cf. la section 10 du RFC 8949 et la section 8 du RFC 9485.)

La section 1.2 de notre RFC décrit l'histoire un peu compliquée de JSONPath. (Une des raisons pour lesquelles il existe plusieurs langages de requête dans JSON est que JSONPath a mis du temps à être terminé.) L'origine de JSONPath date de 2007, dans cet article de Gössner (un des auteurs du RFC). L'interprétation de ce premier JSONPath était souvent déléguée au langage sous-jacent (le eval() de JavaScript…) avec les problèmes de sécurité qu'on imagine. Le JSONPath actuel se veut portable, au sens où il ne dépend pas d'un langage d'implémentation particulier, ni d'un moteur d'expressions rationnelles particulier. L'inconvénient est qu'il n'est pas forcément compatible avec l'ancien JSONPath.

JSONPath a aussi été inspiré par le XPath de XML (cf. annexe B de notre RFC, qui détaille cette inspiration, et compare les deux langages). On peut aussi comparer JSONPath à JSON Pointer (RFC 6901), ce qui est fait dans l'annexe C.

Il existe bien sûr d'autres mises en œuvre de JSONPath que jpq. Mais attention : certaines sont très anciennes (comme Python JSONPath RW) et ne correspondent pas à ce qui est normalisé dans le RFC. Essayons Python JSONPath Next-Generation :

% python
Python 3.13.2 (main, Feb  5 2025, 01:23:35) [GCC 14.2.0] on linux
Type "help", "copyright", "credits" or "license" for more information.
>>> from  jsonpath_ng.ext import filter, parse
>>> import json
>>> data =  json.load(open("arbres.json"))
>>> expr = parse("$[?@.hauteurenm > 50].hauteurenm")
>>> result = expr.find(data)
>>> for r in result:
...     print(r.value)
...     
120
69
100
67
58
74
911

D'autres langages de requête dans le JSON existent, chacun avec sa syntaxe :

• Celui de jq,
• Celui de pjy,
• Celui de jshon,
• JSONiq,
• JSONata,
• JMESPath.

Un résolveur DNS ne connait au début, rien du contenu du DNS. Rien ? Pas tout à fait, il connait une liste des serveurs de noms faisant autorité pour la racine, car c'est par eux qu'il va commencer le processus de résolution de noms. Cette liste est typiquement en dur dans le code du serveur, ou bien dans un de ses fichiers de configuration. Mais peu d'administrateurs système la maintiennent à jour. Il est donc prudent, au démarrage du résolveur, de chercher une liste vraiment à jour, et c'est le priming (amorçage, comme lorsqu'on amorce une pompe pour qu'elle fonctionne seule ensuite), opération que décrit ce RFC, qui remplace l'ancienne version, le RFC 8109 (les changements sont nombreux mais sont surtout des points de détail).

Le problème de départ d'un résolveur est un problème d'œuf et de poule. Le résolveur doit interroger le DNS pour avoir des informations mais comment trouve-t-il les serveurs DNS à interroger ? La solution est de traiter la racine du DNS de manière spéciale : la liste de ses serveurs est connue du résolveur au démarrage. Elle peut être dans le code du serveur lui-même, ici un Unbound qui contient les adresses IP des serveurs de la racine (je ne montre que les trois premiers, A.root-servers.net, B.root-servers.net et C.root-servers.net) :

% strings /usr/sbin/unbound | grep -i 2001:       
2001:503:ba3e::2:30
2001:500:84::b
2001:500:2::c
...
   

Ou bien elle est dans un fichier de configuration (ici, sur un Unbound) :

server:     
  directory: "/etc/unbound"
  root-hints: "root-hints"

Ce fichier peut être téléchargé via l'IANA, il peut être spécifique au logiciel résolveur, ou bien fourni par le système d'exploitation (cas du paquetage dns-root-data chez Debian). Il contient la liste des serveurs de la racine et leurs adresses :

.                        3600000      NS    A.ROOT-SERVERS.NET.
.                        3600000      NS    B.ROOT-SERVERS.NET.
...
A.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      A     198.41.0.4
A.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      AAAA  2001:503:ba3e::2:30
B.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      A     192.228.79.201
B.ROOT-SERVERS.NET.      3600000      AAAA  2001:500:84::b
...
   

Tous les résolveurs actuels mettent en œuvre le priming. En effet, les configurations locales tendent à ne plus être à jour au bout d'un moment. (Sauf dans le cas où elles sont dans un paquetage du système d'exploitation, mis à jour avec ce dernier, comme dans le bon exemple Debian ci-dessus.)

Les changements des serveurs racines sont rares. Si on regarde sur le site des opérateurs des serveurs racine, on voit :

• 2017-08-10 B-Root's IPv4 address to be renumbered on 2017-10-24
• 2016-12-02 Announcement of IPv6 addresses
• 2015-11-05 L-Root IPv6 Renumbering
• 2015-08-31 H-Root to be renumbered
• 2014-03-26 IPv6 service address for c.root-servers.net (2001:500:2::C)
• 2012-12-14 D-Root IPv4 Address to be Renumbered

Bref, peu de changements. Ils sont en général annoncés sur les listes de diffusion opérationnelles (comme ici). Mais les fichiers de configuration ayant une fâcheuse tendance à ne pas être mis à jour et à prendre de l'âge, les anciennes adresses des serveurs racine continuent à recevoir du trafic des années après (comme le montre cette étude de J-root). Notez que la stabilité de la liste des serveurs racine n'est pas due qu'au désir de ne pas perturber les administrateurs système : il y a aussi des raisons politiques (aucun mécanisme en place pour choisir de nouveaux serveurs, ou pour retirer les « maillons faibles »). C'est pour cela que la liste des serveurs (mais pas leurs adresses) n'a pas changé depuis 1997 ! (Une histoire - biaisée - des serveurs racine a été publiée par l'ICANN.)

Notons aussi que l'administrateur système d'un résolveur peut changer la liste des serveurs de noms de la racine pour une autre liste, par exemple s'ielle veut utiliser une racine alternative.

Le priming, maintenant. Le principe du priming est, au démarrage, de faire une requête à un des serveurs listés dans la configuration et de garder sa réponse (certainement plus à jour que la configuration) :

 
%  dig +bufsize=4096 +norecurse +nodnssec @i.root-servers.net  . NS 

; <<>> DiG 9.18.28-0ubuntu0.24.04.1-Ubuntu <<>> +bufsize +norecurse +nodnssec @i.root-servers.net . NS
; (2 servers found)
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 54419
;; flags: qr aa; QUERY: 1, ANSWER: 13, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 27

;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags:; udp: 1232
; COOKIE: c0a47c1200bf6bfc0100000067377b40981cc05cdb33b736 (good)
;; QUESTION SECTION:
;.			IN NS

;; ANSWER SECTION:
.			518400 IN NS k.root-servers.net.
.			518400 IN NS h.root-servers.net.
.			518400 IN NS m.root-servers.net.
.			518400 IN NS l.root-servers.net.
.			518400 IN NS b.root-servers.net.
.			518400 IN NS e.root-servers.net.
.			518400 IN NS d.root-servers.net.
.			518400 IN NS f.root-servers.net.
.			518400 IN NS g.root-servers.net.
.			518400 IN NS i.root-servers.net.
.			518400 IN NS a.root-servers.net.
.			518400 IN NS j.root-servers.net.
.			518400 IN NS c.root-servers.net.

;; ADDITIONAL SECTION:
m.root-servers.net.	518400 IN A 202.12.27.33
l.root-servers.net.	518400 IN A 199.7.83.42
k.root-servers.net.	518400 IN A 193.0.14.129
j.root-servers.net.	518400 IN A 192.58.128.30
i.root-servers.net.	518400 IN A 192.36.148.17
h.root-servers.net.	518400 IN A 198.97.190.53
g.root-servers.net.	518400 IN A 192.112.36.4
f.root-servers.net.	518400 IN A 192.5.5.241
e.root-servers.net.	518400 IN A 192.203.230.10
d.root-servers.net.	518400 IN A 199.7.91.13
c.root-servers.net.	518400 IN A 192.33.4.12
b.root-servers.net.	518400 IN A 170.247.170.2
a.root-servers.net.	518400 IN A 198.41.0.4
m.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:dc3::35
l.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:9f::42
k.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:7fd::1
j.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:503:c27::2:30
i.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:7fe::53
h.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:1::53
g.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:12::d0d
f.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:2f::f
e.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:a8::e
d.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:2d::d
c.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:500:2::c
b.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2801:1b8:10::b
a.root-servers.net.	518400 IN AAAA 2001:503:ba3e::2:30

;; Query time: 6 msec
;; SERVER: 192.36.148.17#53(i.root-servers.net) (UDP)
;; WHEN: Fri Nov 15 17:48:00 CET 2024
;; MSG SIZE  rcvd: 851

(Les raisons du choix des trois options données à dig sont indiquées plus loin.)

La section 3 de notre RFC décrit en détail à quoi ressemblent les requêtes de priming. Le type de données demandé (QTYPE) est NS (Name Servers, type 2) et le nom demandé (QNAME) est « . » (oui, juste la racine). D'où le dig . NS ci-dessus. Le bit RD (Recursion Desired) est typiquement mis à zéro (d'où le +norecurse dans l'exemple avec dig). La taille de la réponse dépassant les 512 octets (limite très ancienne du DNS), il faut utiliser EDNS (cause du +bufsize=4096 dans l'exemple). On peut utiliser le bit DO (DNSSEC OK) qui indique qu'on demande les signatures DNSSEC mais ce n'est pas habituel (d'où le +nodnssec dans l'exemple). En effet, si la racine est signée, permettant d'authentifier l'ensemble d'enregistrements NS, la zone root-servers.net, où se trouvent actuellement tous les serveurs de la racine, ne l'est pas, et les enregistrements A et AAAA ne peuvent donc pas être validés avec DNSSEC.

Cette requête de priming est envoyée lorsque le résolveur démarre, et aussi lorsque la réponse précédente a expiré (regardez le TTL dans l'exemple : six jours). Si le premier serveur testé ne répond pas, on essaie avec un autre. Ainsi, même si le fichier de configuration n'est pas parfaitement à jour (des vieilles adresses y trainent), le résolveur finira par avoir la liste correcte.

Et comment choisit-on le premier serveur qu'on interroge ? Notre RFC recommande (section 3.2) un tirage au sort, pour éviter que toutes les requêtes de priming ne se concentrent sur un seul serveur (par exemple le premier de la liste). Une fois que le résolveur a démarré, il peut aussi se souvenir du serveur le plus rapide, et n'interroger que celui-ci, ce qui est fait par la plupart des résolveurs, pour les requêtes ordinaires (mais n'est pas conseillé pour le priming).

Et les réponses au priming ? Il faut bien noter que, pour le serveur racine, les requêtes priming sont des requêtes comme les autres, et ne font pas l'objet d'un traitement particulier. Normalement, la réponse doit avoir le code de retour NOERROR (c'est bien le cas dans mon exemple). Parmi les flags, il doit y avoir AA (Authoritative Answer). La section de réponse doit évidemment contenir les NS de la racine, et la section additionnelle les adresses IP. Le résolveur garde alors cette réponse dans son cache, comme il le ferait pour n'importe quelle autre réponse. Notez que là aussi, il ne faut pas de traitement particulier. Par exemple, le résolveur ne doit pas compter sur le fait qu'il y aura exactement 13 serveurs, même si c'est le cas depuis longtemps (ça peut changer).

Normalement, le serveur racine envoie la totalité des adresses IP (deux par serveur, une en IPv4 et une en IPv6). S'il ne le fait pas (par exemple par manque de place parce qu'on a bêtement oublié EDNS), le résolveur va devoir envoyer des requêtes A et AAAA explicites pour obtenir les adresses IP (ici, on interroge k.root-servers.net) :

%  dig @2001:7fd::1  g.root-servers.net  AAAA

; <<>> DiG 9.18.33-1~deb12u2-Debian <<>> @2001:7fd::1 g.root-servers.net AAAA
; (1 server found)
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 10640
;; 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: 1232
;; QUESTION SECTION:
;g.root-servers.net.	IN AAAA

;; ANSWER SECTION:
g.root-servers.net.	3600000	IN AAAA	2001:500:12::d0d

;; Query time: 3 msec
;; SERVER: 2001:7fd::1#53(2001:7fd::1) (UDP)
;; WHEN: Thu Feb 13 17:26:51 CET 2025
;; MSG SIZE  rcvd: 75

   

Vous pouvez voir ici les requêtes et réponses de priming d'un Unbound. D'abord, décodées par tcpdump :

17:57:14.439382 IP (tos 0x0, ttl 64, id 26437, offset 0, flags [none], proto UDP (17), length 56)
    10.10.156.82.51893 > 198.41.0.4.53: [bad udp cksum 0x6cbf -> 0x49dc!] 63049% [1au] NS? . ar: . OPT UDPsize=1232 DO (28)
17:57:14.451715 IP (tos 0x40, ttl 52, id 45305, offset 0, flags [none], proto UDP (17), length 1125)
    198.41.0.4.53 > 10.10.156.82.51893: [udp sum ok] 63049*- q: NS? . 14/0/27 . [6d] NS l.root-servers.net., . [6d] NS j.root-servers.net., . [6d] NS f.root-servers.net., . [6d] NS h.root-servers.net., . [6d] NS d.root-servers.net., . [6d] NS b.root-servers.net., . [6d] NS k.root-servers.net., . [6d] NS i.root-servers.net., . [6d] NS m.root-servers.net., . [6d] NS e.root-servers.net., . [6d] NS g.root-servers.net., . [6d] NS c.root-servers.net., . [6d] NS a.root-servers.net., . [6d] RRSIG ar: l.root-servers.net. [6d] A 199.7.83.42, l.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:9f::42, j.root-servers.net. [6d] A 192.58.128.30, j.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:503:c27::2:30, f.root-servers.net. [6d] A 192.5.5.241, f.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:2f::f, h.root-servers.net. [6d] A 198.97.190.53, h.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:1::53, d.root-servers.net. [6d] A 199.7.91.13, d.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:2d::d, b.root-servers.net. [6d] A 170.247.170.2, b.root-servers.net. [6d] AAAA 2801:1b8:10::b, k.root-servers.net. [6d] A 193.0.14.129, k.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:7fd::1, i.root-servers.net. [6d] A 192.36.148.17, i.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:7fe::53, m.root-servers.net. [6d] A 202.12.27.33, m.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:dc3::35, e.root-servers.net. [6d] A 192.203.230.10, e.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:a8::e, g.root-servers.net. [6d] A 192.112.36.4, g.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:12::d0d, c.root-servers.net. [6d] A 192.33.4.12, c.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:500:2::c, a.root-servers.net. [6d] A 198.41.0.4, a.root-servers.net. [6d] AAAA 2001:503:ba3e::2:30, . OPT UDPsize=4096 DO (1097)

Et ici par tshark :

1   0.000000 10.10.156.82 → 198.41.0.4   DNS 70  Standard query 0xf649 NS <Root> OPT
2   0.012333   198.41.0.4 → 10.10.156.82 DNS 1139  Standard query response 0xf649 NS <Root> NS l.root-servers.net NS j.root-servers.net NS f.root-servers.net NS h.root-servers.net NS d.root-servers.net NS b.root-servers.net NS k.root-servers.net NS i.root-servers.net NS m.root-servers.net NS e.root-servers.net NS g.root-servers.net NS c.root-servers.net NS a.root-servers.net RRSIG A 199.7.83.42 AAAA 2001:500:9f::42 A 192.58.128.30 AAAA 2001:503:c27::2:30 A 192.5.5.241 AAAA 2001:500:2f::f A 198.97.190.53 AAAA 2001:500:1::53 A 199.7.91.13 AAAA 2001:500:2d::d A 170.247.170.2 AAAA 2801:1b8:10::b A 193.0.14.129 AAAA 2001:7fd::1 A 192.36.148.17 AAAA 2001:7fe::53 A 202.12.27.33 AAAA 2001:dc3::35 A 192.203.230.10 AAAA 2001:500:a8::e A 192.112.36.4 AAAA 2001:500:12::d0d A 192.33.4.12 AAAA 2001:500:2::c A 198.41.0.4 AAAA 2001:503:ba3e::2:30 OPT

Et un décodage plus détaillé de tshark dans ce fichier.

Enfin, la section 6 de notre RFC traite des problèmes de sécurité du priming. Évidemment, si un attaquant injecte une fausse réponse aux requêtes de priming, il pourra détourner toutes les requêtes ultérieures vers des machines de son choix. À part le RFC 5452, et l'utilisation de cookies (RFC 7873, mais seuls les serveurs racine C, F, G et I les gèrent aujourd'hui), la seule protection est DNSSEC : si le résolveur valide (et a donc la clé publique de la racine), il pourra détecter que les réponses sont mensongères (voir aussi la section 3.3). Cela a l'avantage de protéger également contre d'autres attaques, ne touchant pas au priming, comme les attaques sur le routage.

Notez que DNSSEC est recommandé pour valider les réponses ultérieures mais, comme on l'a vu, n'est pas important pour valider la réponse de priming elle-même, puisque root-servers.net n'est pas signé. Si un attaquant détournait, d'une manière ou d'une autre, vers un faux serveur racine, servant de fausses données, ce ne serait qu'une attaque par déni de service, puisque le résolveur validant pourrait détecter que les réponses sont fausses.

L'annexe A du RFC liste les changements depuis le RFC 8109. Rien de vraiment crucial, juste une longue liste de clarifications et de précisions.

Rose Valland n'est évidemment plus une inconnue. Néanmoins, son nom et son activité m'avaient échappé et c'est grâce à ce petit livre que j'ai appris son rôle, pendant et après la guerre, pour documenter les pillages d'œuvres d'art, et essayer d'en récupérer le plus grand nombre.

Grâce au film Monuments Men, ce pillage d'œuvres d'art par les nazis en Europe occupée, et le travail de récupération des œuvres est bien connu. Mais Hollywood se focalise sur le rôle des États-Unis, alors que des pays qui n'ont pas la même puissance médiatique sont moins mentionnés. En France, Rose Valland, conservatrice de musée, a joué pourtant un rôle important. Pendant l'Occupation, elle notait tout, les œuvres d'art enlevées, les noms des voleurs, les destinations des trains qui pouvaient permettre d'identifier les dépôts en Allemagne. À la Libération, elle a accompagné les troupes alliées en Allemagne et ses notes ont beaucoup contribué à retrouver un grand nombre de tableaux ou de sculptures et à les rapporter au bon endroit.

Ce court livre raconte la vie de Rose Valland, de conservatrice de musée binoclarde et réservée, à aventurière en jeep dans une Allemagne dévastée, à chercher des milliers d'œuvres d'art. Une vie passionnante, face à d'innombrables difficultés. Toustes les résistant·es n'avaient pas forcément une arme à feu…

Tout le monde connait aujourd'hui l'utilisation de constellations de satellites en orbite basse pour les télécommunications et, par exemple, pour l'accès à l'Internet. Contrairement à l'ancienne technique de communication via des satellites en orbite géostationnaire, la communication directe entre satellites y joue un rôle important. Les satellites se déplacent les uns par rapport aux autres, changeant en permanence la topologie de ce réseau. Alors, comment se fait le routage ? Ce RFC décrit une méthode possible, reposant largement sur le protocole IS-IS.

Ce n'est pas forcément la technique réellement utilisée. Les constellations existantes, dont la plus connue est Starlink, sont des entreprises privées, très secrètes, et qui ne décrivent pas leur configuration interne. Ce RFC est donc un travail de réflexion, mené à partir des rares informations publiques. Il ne peut pas spécifier une solution complète. Si vous envisagez de créer une constellation, il vous restera du travail pour avoir une solution de routage.

D'abord, il faut voir les particularités de ce réseau de satellites. Il est bien moins fiable qu'un réseau terrestre (l'espace est agité, un satellite en panne n'est pas facile à réparer) et il est tout le temps en mouvement. Ce rythme important de changement est un défi pour les protocoles de routage. Sauf si les satellites sont exactement sur la même orbite, leur mouvement relatif fait qu'on a une possibilité de communiquer à certains moments seulement, voire quasiment jamais. Si deux satellites se déplacent en direction opposée, leur vitesse relative, de l'ordre de dizaines de milliers de km/h, ne permettra guère de communication entre eux.

Par contre, un point qui va faciliter les choses est que ces mouvements, et donc l'établissement et la coupure du lien, sont prévisibles. On peut compter sur Kepler et Newton !

La section 1.2 du RFC rappelle le vocabulaire important. Notons le sigle ISL, pour Inter-Satellite Link, la liaison directe entre satellites, typiquement via un faisceau laser. (Le RFC cite ce très vieil article de Bell, « On the Production and Reproduction of Sound by Light ».) Si vous ne le connaissez pas, il faut aussi apprendre le sigle LEO, pour Low Earth Orbit, désignant les satellites qui orbitent à moins de 2 000 km de la surface de la Terre. On utilisera aussi SR (Segment Routing), la technique du routage par segments, décrite dans le RFC 8402 et SID (Segment IDentifier), qui vient de cette technique. Et IS-IS (Intermediate System to Intermediate System ) ? Ce protocole de routage est normalisé par l'ISO (et donc la spécification n'est normalement pas librement disponible) mais il est aussi décrit dans le RFC 1142 et le RFC 1195 explique comment s'en servir pour IP. Attention : c'est un vieux RFC, datant d'une époque où on pensait encore que les protocoles OSI avaient peut-être un avenir (aujourd'hui, ils n'ont même pas de page Wikipédia). Le RFC 1195 se concentre donc sur la possibilité d'utiliser IS-IS pour router à la fois OSI et TCP/IP. Aujourd'hui, il ne sert plus qu'aux protocoles Internet.

La section 2 de notre RFC rappelle les points essentiels des satellites LEO, qui vont impacter les choix techniques. Quand deux satellites se parlent via un ISL (Inter-Satellite Link), la liaison ne peut avoir qu'une durée limitée, les deux satellites ne restant pas visibles l'un par l'autre éternellement, s'ils sont sur des orbites différentes. Par contre, les périodes de visibilité et de non-visibilité peuvent être calculées à l'avance, on peut compter sur les lois de la physique.

Les constellations peuvent être de grande taille. En 2021, déjà, celle du milliardaire d'extrême-droite représentait un tiers du total des satellites en orbite. Aujourd'hui, des constellations de dizaines de milliers de satellites sont prévues (occupant l'espace public et bloquant la visibilité sans vergogne). Les protocoles de routage traditionnels peuvent gérer des réseaux de grande taille mais à condition qu'ils soient relativement statiques, avec juste une panne ou une addition d'un lien de temps en temps, ce qui n'est pas le cas pour des réseaux de satellites en mouvement. L'IETF a sous la main deux protocoles de routage normalisés pour les réseaux mono-organisation, OSPF (RFC 2328 et RFC 5340) et IS-IS (RFC 1195). (Il existe d'autres protocoles pour ces réseaux mais convenant plutôt à des réseaux plus petits.) Tous les deux sont à état des liaisons et, pour passer à l'échelle, tous les deux permettent de partitionner le réseau en zones (areas) à l'intérieur desquelles l'information de routage est complète, alors qu'entre zones, on ne passe qu'une partie de l'information. Dans OSPF, il y a forcément une zone spéciale, l'épine dorsale (backbone, la zone de numéro 0). Rien que pour cela, le RFC estime qu'OSPF ne serait pas un bon choix : contrairement aux réseaux terrestres, les constellations n'ont rien qui pourrait servir d'épine dorsale. IS-IS repose sur un système différent, où des zones dites « L1 » (de niveau 1) regroupent des parties du réseau qui ne servent pas au transit entre zones, qui est assuré par des zones « L2 ». La machine individuelle peut aussi bien être dans L1 que dans L2 ou même dans les deux. Si on adoptait le système simple de mettre chaque satellite dans une zone L2 (puisque tout satellite peut servir au transit), on perdrait tous les avantages du partitionnement. L'utilisation de IS-IS va donc nécessiter des ajustements.

La section 3 du RFC expose le mécanisme de transmission des paquets choisi. Elle propose d'utiliser MPLS (RFC 3031), en raison de sa souplesse (puisque la topologie change tout le temps), avec le SR (Segment Routing) du RFC 8402 (et RFC 8660 pour son adaptation à MPLS). Dans cette vision, il n'y a pas de transmission au niveau IP et donc un traceroute ne montrerait pas le trajet entre les satellites.

Reste le choix de l'IGP. La section 4 décrit la préférence de l'auteur pour IS-IS. Dans cette hypothèse, tous les satellites seraient des nœuds L1L2 (appartement aux deux types de zones). Le passage à l'échelle serait assuré grâce au système des relais, normalisé dans le RFC 9666. Un réseau de 1 000 zones L1, chacune comportant 1 000 satellites, n'aurait besoin que de mille entrées (et pas un million) dans ses tables de routage, aussi bien L1 que L2. Idem pour la table des étiquettes MPLS.

La section 5 introduit le concept de bande (stripe). La bande est un ensemble de satellites dont les orbites sont suffisamment proches pour que la connectivité entre eux change peu.

On l'a dit, une particularité importante des réseaux de satellites est la prévisibilité des coupures. Un calcul de mécanique céleste permet de dire quand deux satellites ne pourront plus communiquer. On peut bien sûr router comme s'il s'agissait de pannes imprévues, mais on améliorera certainement la qualité du routage (et on diminuera le nombre de pertes de paquets lorsque la topologie change) si on prévient les satellites à l'avance. Par exemple, une fois informés d'un changement proche, les routeurs peuvent annoncer une métrique très élevée pour les ISL qui vont bientôt être coupés, comme on le fait sur les réseaux terrestres quand une maintenance est prévue. Il y a une proposition concrète d'un mécanisme d'information dans le brouillon draft-ietf-tvr-schedule-yang.

Quelques lectures recommandées par notre RFC :

• une étude de 2023 de la documentation disponible, « LEO Satellite Networking Relaunched: Survey and Current Research Challenges »,
• une précédente analyse de l'utilisation de protocoles de routage à état des liens pour les satellites, « Dynamic Routings in Satellite Networks: An Overview »,
• et une autre, « ASER: Scalable Distributed Routing Protocol for LEO Satellite Networks ».

Les requêtes et réponses DNS peuvent voyager sur divers transports, mais le plus fréquent est UDP. Une réponse de grande taille sur UDP peut dépasser la MTU et donc devoir être fragmentée. La fragmentation crée divers problèmes et ce RFC décrit les problèmes, et comment éviter la fragmentation.

Un peu de rappel : avec UDP (RFC 768), il n'y a pas de négociation de la taille des paquets et un émetteur UDP peut donc, en théorie, envoyer ce qu'il veut, jusqu'à la limite maximum de 65 536 octets. Bon, en pratique, on voit rarement un paquet aussi grand. Déjà, la norme originelle du DNS mettait une limite à 512 octets. Cette limite a disparu depuis longtemps, grâce à EDNS (RFC 6891) et, désormais, le logiciel DNS peut indiquer la taille maximale qu'il est prêt à recevoir. Pendant longtemps, on voyait souvent une taille de 4 096 octets, ce qui excède la MTU de la plupart des liens Internet. Un paquet aussi grand devait donc être fragmenté (que cela soit en IPv4 ou en IPv6). Voici un exemple de réponse plus grande que la MTU typique :

% dig oracle.com TXT
…
;; MSG SIZE  rcvd: 3242

Si cette réponse était transmise dans un seul datagramme UDP, elle serait fragmentée, ce qui ne marcherait pas toujours, comme l'explique le RFC 8900 et créerait des risques de sécurité.

TCP (RFC 9293) évite le problème grâce à la négociation de la MSS (Maximum Segment Size, section 3.7.1 du RFC 9293) et au découpage en paquets plus petits que la MTU. La requête DNS ci-dessus ne poserait aucun problèmes avec TCP :

% dig +tcp oracle.com TXT
…
;; SERVER: 192.168.2.254#53(192.168.2.254) (TCP)
;; MSG SIZE  rcvd: 3242

Mais UDP, plus rigide, n'a pas un tel mécanisme. On pourrait tout faire en TCP (le RFC 7766 rappelle opportunément qu'il n'est pas en option : tout serveur DNS doit l'accepter) mais cela a d'autres inconvénients donc restons avec UDP pour l'instant.

Donc, il est recommandé d'éviter la fragmentation. La section 3 traduit cela en recommandations concrètes : ne pas fragmenter au départ (IPv6) et mettre le bit DF (Don't fragment, pour IPv4, cf. RFC 791) car, sinon, un paquet IPv4 pourra être fragmenté en route (cf. section 7.1). Malheureusement, tous les systèmes d'exploitation ne donnent pas un accès facile à ce bit. Sur Linux, par exemple, il faut passer (ce qui n'est pas très intuitif) par l'option IP_MTU_DISCOVER, ce qui mène à d'autres problèmes (cf. annexe C du RFC).

Le logiciel qui répond à une requête DNS doit la maintenir sous une taille qui est le miminum de ces quatre tailles :

• la taille indiquée par le demandeur, via EDNS,
• la MTU de l'interface réseau par laquelle partira la réponse,
• la MTU du chemin (si on la connait),
• 1 400 octets (la valeur sûre : aller au-delà serait risqué).

Si on ne peut pas fabriquer une réponse de taille inférieure à ce minimum, il faut mettre le bit TC (TrunCated) dans la réponse DNS.

Ça, c'était pour les répondeurs (les serveurs DNS). Et pour les demandeurs (les clients) ? Ils ne devraient pas indiquer en EDNS une taille supérieure au minimum des trois dernières valeurs citées plus haut. Ici, vue par tshark, la requête faite par dig avec l'option +dnssec mais sans autre mention, notamment de taille. dig indique une taille maximale de 1 232 octets, conforme aux recommandations du RFC :

Domain Name System (query)
    Flags: 0x0120 Standard query
        0... .... .... .... = Response: Message is a query
…
    Queries
        re: type NS, class IN
            Name: re
            [Name Length: 2]
            [Label Count: 1]
            Type: NS (2) (authoritative Name Server)
            Class: IN (0x0001)
    Additional records
        <Root>: type OPT
            Name: <Root>
            Type: OPT (41) 
            UDP payload size: 1232
            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: 12
            Option: COOKIE
                Option Code: COOKIE (10)
                Option Length: 8
                Option Data: 83d7d3e78b76b45d
                Client Cookie: 83d7d3e78b76b45d
                Server Cookie: <MISSING>

  

Le RFC demande également aux clients DNS de refuser les réponses fragmentées, compte tenu de certains risques de sécurité (risque de ne pas pouvoir valider les réponses), et de ne pas hésiter à essayer avec d'autres protocoles de transport, comme TCP.

La section 4, elle, rassemble les recommandations pour les hébergeurs DNS. Comme ils contrôlent les zones publiées, ils peuvent faire en sorte que les réponses ne soient pas trop longues, rendant la fragmentation inutile. Par exemple, ils devraient faire attention à ne pas lister « trop » de serveurs de noms, ne pas mettre « trop » d'enregistrements d'adresses à ces serveurs, etc. Un conseil DNSSEC : certains algorithmes cryptographiques ont des clés et des signatures plus courtes que d'autres. Utilisez-les. (Et, donc, ECDSA ou EdDSA, plutôt que RSA.)

Le RFC note aussi que certains logiciels ne sont pas conformes à la norme. Par exemple, la taille maximale indiquée dans la requête est ignorée et une réponse plus grande que cette taille renvoyée. Et, bien sûr, on trouve encore des serveurs qui n'acceptent pas TCP.

Mais quel était le problème de sécurité avec la fragmentation, au juste ? Comme détaillé en section 7.3, qui cite le papier « Fragmentation Considered Poisonous », de Amir Herzberg et Haya Shulman, l'empoisonnement de la mémoire d'un résolveur est plus facile lorsqu'il y a fragmentation, puisque certains des éléments dans le paquet qui peuvent être utilisés pour juger de la légitimité d'une réponse peuvent se retrouver dans un autre fragment. (Voir aussi cet exposé au RIPE.) Ces attaques permettent ensuite plein d'autres attaques, par exemple contre les autorités de certification.

DNSSEC résout évidemment ces problèmes mais attention, les délégations ne sont pas signées donc DNSSEC ne protège que si les victimes ont signé leur zone et, en prime, DNSSEC permet de détecter la tentative d'empoisonnement et de la refuser, mais pas d'obtenir la bonne réponse.

L'annexe A du RFC détaille les observations quantitatives sur la taille des réponses et les raisons qui peuvent guider le choix des tailles maximum. La section 5 du RFC 8200 garantit que 1 280 octets passeront partout en IPv6, c'est la MTU minimale (mais elle est bien plus basse dans l'ancienne version d'IP). Le RFC 4035 (section 3) impose 1 220 octets minimums pour DNSSEC. Le DNS flag day 2020 proposait 1 232 octets comme taille maximale acceptée (MTU de 1 280 octets, moins 48 octets d'en-têtes). La MTU typique dans l'Internet est de 1 500 octets et, au moins dans le cœur, il n'y a pratiquement pas de liens avec une MTU plus basse. Une taille de 1 452 octets (la MTU moins les en-têtes) est donc réaliste mais, pour tenir compte de certaines techniques qui abaissent la MTU effective, comme les tunnels, notre RFC arrive finalement aux 1 400 octets cités plus haut (section 3).

L'annexe B, elle, décrit le concept de « réponses minimisées ». Certaines mises en œuvre du DNS ont une option qui permet de dire « essaie de réduire la taille de la réponse, en n'incluant pas certaines informations non indispensables ». Attention, des informations comme la colle (les adresses IP des serveurs nommés dans la zone qu'ils servent) sont indispensables (RFC 9471).

Par exemple, pour un serveur faisant autorité qui fait tourner BIND, qui envoie des réponses minimales par défaut, si on lui demande de ne pas être si économe :

options {
	minimal-responses no;
};
  

Il va alors renvoyer des informations qu'on n'avait pas demandé et dont l'utilité se discute (ici, les deux enregistrements NS) :

% dig @::1 -p 8053 under.michu.example
…
;; ANSWER SECTION:
under.michu.example.	600 IN A 192.0.2.56

;; AUTHORITY SECTION:
michu.example.		600 IN NS ns2.nic.fr.
michu.example.		600 IN NS ns1.nic.fr.
…

  

Par défaut, BIND, conformément aux recommandations de notre RFC, n'enverra pas ces deux NS. Ici, il s'agissait d'un serveur faisant autorité mais cette option s'applique aussi aux résolveurs. (Notez que, pour d'autres logiciels, le fait d'envoyer des réponses minimales est par défaut, et pas modifiable.)

En parlant de logiciels, l'annexe C liste un certain nombre de serveurs DNS libres (BIND, Knot, Knot resolver, Unbound, PowerDNS, PowerDNS recursor et dnsdist) en regardant quelles recommandations de ce RFC sont appliquées.

L'IETF utilise, pour le cœur de son travail de normalisation, l'Internet : listes de diffusion, forge de documents, outils divers de travail en groupe. Mais il y a quand même des réunions physiques, trois par an, rien ne remplaçant à 100 % le contact direct. Les discussions sur les lieux de ces réunions sont un des sujets favoris à l'IETF et ce RFC résume les règles actuelles de sélection d'un lieu. Pour savoir pourquoi il n'y a jamais eu de réunion en Inde, une seule en Chine et une seule en Amérique du Sud, lisez-le.

La politique officielle est documentée dans les RFC 8718 et RFC 8719. Ce nouveau RFC 9712 vise à détailler ces RFC et à expliquer certains points, d'autant plus que des choses ont pu changer depuis ces RFC (écrits avant la pandémie de Covid-19…). Pas de changements radicaux de la politique, surtout des clarifications (la section 2 de notre RFC les résume).

Ainsi, le RFC explique que ce sera toujours l'IASA (IETF Administration Support, RFC 8711), qui décidera, pas l'IETF dans son ensemble. Il y a déjà eu des cas d'enthousiasme de l'IETF pour un lieu de réunion… qui ne se traduisaient pas par un grand nombre de participants, bien au contraire (je me souviens que ce fut le cas de la réunion de Buenos Aires).

Le RFC 8718 énonçait que les hôtels devaient être « proches » du lieu de la réunion. Certains avaient interprété cela comme imposant un seul lieu (la one-roof policy). Notre nouveau RFC clarifie donc que « proche » veut dire « moins de dix minutes à pied », pas forcément sous le même toit.

L'IASA réservait traditionnellement un grand nombre de chambres dans les hôtels proches mais cela a toujours fait courir un risque financier en cas d'annulation, comme cela s'est produit pendant la pandémie de Covid-19. Depuis cette pandémie, les hôtels sont d'ailleurs bien plus prudents, demandant des paiements en avance. Bref, notre RFC n'impose plus de chiffre minimal de réservation, contrairement à ce que disait la section 3.2.4 du RFC 8718.

Une ancienne tradition disparait avec ce RFC : dans les réunions professionnelles d'informaticiens·nes, il y avait toujours une terminal room, ainsi appelée car elle était autrefois équipée de terminaux pour se connecter à ses ordinateurs distants. L'évolution de l'informatique fait que cette salle n'a plus de terminaux, mais juste tables, chaises et prises de courant. Désormais, elle n'est même plus obligatoire dans les réunions IETF (où on voyait de toute façon souvent des gens ouvrir leur ordinateur portable assis par terre dans le couloir, ou au bistrot d'à côté).

Le mécanisme d'authentification des informations DNS nommé DNSSEC repose sur la même structure arborescente que le DNS : une zone publie un lien sécurisé vers les clés de ses sous-zones. Un résolveur DNS validant n'a donc besoin, dans la plupart des cas, que d'une seule clé publique, celle de la racine. Elle lui servira à vérifier les clés des TLD, qui serviront à valider les clés des domaines de deuxième niveau et ainsi de suite. Reste donc à configurer la clé de la racine dans le résolveur : c'est évidemment crucial, puisque toute la sécurité du système en dépend. Si un résolveur est configuré avec une clé fausse pour la racine, toute la validation DNSSEC est menacée. Comment est-ce que l'ICANN, qui gère la clé principale de la racine, publie cette clé cruciale ? C'est documenté dans ce RFC qui remplace le RFC 7958, avec plusieurs changements, comme l'abandon des signatures PGP.

Notez que ce nouveau RFC documente l'existant, déjà mis en œuvre, et ne prétend pas décrire la meilleure méthode. Notez aussi que ce format et cette méthode de distribution pourraient encore changer à l'avenir, comme ils l'ont fait depuis la sortie du RFC 7958.

Si vous voulez réviser DNSSEC d'abord, outre les RFC de base sur ce système (RFC 4033, RFC 4034, RFC 4035...), notez surtout le RFC 6781, qui décrit les questions opérationnelles liées au bon fonctionnement de DNSSEC.

Les clés publiques configurées dans les résolveurs qui valident avec DNSSEC, sont appelées « points de départ de la confiance » (trust anchors). Un point de départ de la confiance est une clé dont l'authenticité est admise, et non pas dérivée d'une autre clé, via une chaîne de signatures. Il en faut au moins un, celui de la racine, bien que certains résolveurs en ajoutent parfois deux ou trois pour des zones qu'ils veulent vérifier indépendamment. Lorsque le résolveur recevra une réponse de la racine, signée, il l'authentifiera avec la clé publique de la racine (le point de départ de la confiance). S'il veut vérifier une réponse d'un TLD, il l'authentifiera avec la clé publique du TLD, elle-même signée (et donc authentifiée) par la clé de la racine. Et ainsi de suite même pour les zones les plus profondes.

(Notez qu'il existe deux clés pour la plupart des zones, la KSK - Key Signing Key, et la ZSK - Zone Signing Key, mais on ne s'intéresse ici qu'aux KSK, c'est elles qui sont signées par la zone parente, et configurées comme points de départ de la confiance.)

La gestion de la clé de la racine par l'ICANN (via sa filiale PTI) est décrite dans leur DPS (DNSSEC Practice Statement).

Le RFC rappelle aussi qu'il y a d'autres possibilités d'installation d'un point de départ de la confiance. Par exemple, si un tel point a été configuré une fois, ses remplacements éventuels peuvent être faits via le RFC 5011.

La section 2 du RFC décrit le format des clés publiées par l'IANA. Il s'agit d'un fichier XML contenant les condensats des clés, utilisant le format de présentation du RFC 4034. Leur syntaxe formelle est exprimée en Relax NG, le schéma est en section 2.1 du RFC (copie locale). Une vérification du fichier avec rnv fonctionne :

% rnv  dnssec-root-trust-anchors.rnc root-anchors.xml
root-anchors.xml
    

Voici un exemple du fichier XML (à ne pas prendre comme s'il faisait autorité, évidemment) :

<TrustAnchor id="0C05FDD6-422C-4910-8ED6-430ED15E11C2" 
             source="http://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.xml">
    <Zone>.</Zone>
    <KeyDigest id="Klajeyz" validFrom="2017-02-02T00:00:00+00:00">
        <KeyTag>20326</KeyTag>
        <Algorithm>8</Algorithm>
        <DigestType>2</DigestType>
        <Digest>E06D44B80B8F1D39A95C0B0D7C65D08458E880409BBC683457104237C7F8EC8D</Digest>
        <PublicKey>AwEAAaz/…</PublicKey>
        <Flags>257</Flags>
    </KeyDigest>
</TrustAnchor>

    

L'élément <KeyTag> indique l'identifiant de la clé, actuellement 20326, comme on peut le voir avec dig :

      
% dig +multi +nodnssec . DNSKEY 
...
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 2, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
.			86254 IN DNSKEY	257 3 8 (
				AwEAAaz/tAm8yTn4Mfeh5eyI96WSVexTBAvkMgJzkKTO
                                …
				) ; KSK; alg = RSASHA256 ; key id = 20326
...

    

L'attribut id de l'élément <TrustAnchor> est un UUID. L'attribut id de l'élément <KeyDigest> sert à identifier un condensat particulier. Le fichier peut également comporter des commentaires XML (mais ce n'est pas le cas actuellement). Le fichier indique aujourd'hui le condensat de la clé et la clé mais cette dernière est optionnelle (on ne s'en sert pas par la suite).

Pour produire un enregistrement DS à partir de ce fichier XML, il suffit de mettre <KeyTag>, <Algorithm>, <DigestType> et <Digest> bout à bout. Par exemple, avec le fichier XML ci-dessus, cela donnerait :

    
.  IN DS 20326 8 2 E06D44B80B8F1D39A95C0B0D7C65D08458E880409BBC683457104237C7F8EC8D

(Des résolveurs comme Unbound acceptent ce format, pour le point de confiance de départ.)

Ici, je n'ai montré qu'une clé mais il peut y en avoir plusieurs, donc plusieurs <KeyDigest>. En novembre 2024, le fichier comportait trois clés, l'ancienne 19036, abandonnée il y a des années, l'actuelle 20326 et la future 38696 (qui n'était pas encore publiée dans le DNS mais qui l'a été en janvier 2025).

Comment récupérer le fichier XML de manière à être sûr de son authenticité ? C'est ce que spécifie la section 3 du RFC : on utilise HTTPS (ou HTTP tout court mais ce n'est pas forcément une bonne idée et, de toute façon, aujourd'hui, une politique HSTS le rend difficile). L'URL est https://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.xml. Si on fait confiance à l'AC utilisée par l'ICANN, on peut être sûr de l'authenticité du fichier. (Mais notez, comme le fait remarquer gregR, que data.iana.org et iana.org n'ont pas d'enregistrement CAA, RFC 8659.)

Une autre solution est de le récupérer en HTTP et de le vérifier avec la signature fournie, en CMS (RFC 5652) - son URL est https://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.p7s. (Non, je ne sais pas comment la vérifier.)

Bien sûr, un résolveur validant n'est pas obligé d'utiliser ces points de départ de la confiance. Cela reste une décision locale. La très grande majorité des résolveurs utiliseront sans doute plutôt un paquetage fourni par leur système d'exploitation, comme dns-root-data sur Debian.

Pour les amateurs d'histoire, l'annexe B rappelle que la clé 19036 (également appelée KSK-2010) avait été générée au cours d'une cérémonie à Culpeper, le 16 juin 2010. Elle avait été publiée dans le DNS pour la première fois le 15 juillet 2010. La clé actuelle, la 20326 (également nommée KSK-2017), a été également générée à Culpeper le 27 octobre 2016 et publiée le 11 novembre 2018. La liste des cérémonies de création de clés est en ligne.

L'annexe A de notre RFC contient les changements depuis le RFC 7958. Notamment :

• Correction d'une sérieuse erreur technique,
• Suppression des certificats qui étaient distribués avec les versions précédentes,
• Suppression de la signature OpenPGP,
• Et divers points de détail.

Voici un des RFC du projet TAPS, qui vise à proposer une vision cohérente des protocoles de transport aux applications. Ce RFC décrit (mais de manière assez abstraite) l'API de TAPS.

Avant de le lire, il est très fortement recommandé de réviser le RFC 9621, qui décrit les buts du projet TAPS, et les principes de l'API Transport Services (autrefois surnommée « post-sockets »). Mais le RFC 9621 restait assez abstrait, et notre RFC 9622 se fait un peu plus concret (sans aller jusqu'à une vraie API puisqu'il reste partiellement indépendant du langage de programmation utilisé).

Rappelons quelques principes de TSAPI (Transport Services API, l'API qui est le but final du projet TAPS). D'abord, l'API est asynchrone (ce qui n'est pas idéal pour les langages avec parallélisme comme Go ou Elixir). On crée des Connexions (la majuscule au début est là pour se distinguer du concept flou de connexion, et pour désigner un type d'objets particulier), voire des Préconnexions si on veut les configurer avant, on leur définit des propriétés (en indiquant si elles sont impératives ou facultatives), on peut ensuite activer les Connexions (ou écouter passivement que l'autre machine les active), puis on envoie et on reçoit des Messages. La section 3 du RFC résume l'API, et, si vous êtes pressé·e, vous pouvez vous contenter de cette section. Elle contient quelques exemples pratiques, en pseudo-code.

À propos de pseudo-code, le RFC note que les conventions de nommage de l'API ne pourront pas forcément être suivies religieusement par toutes les mises en œuvre puisque certains langages de programmation ont des règles différentes. Mais c'est un détail.

Parmi les points dignes d'intérêt dans le RFC, on note que les applications peuvent indiquer le domaine d'avitaillement (PvD, ProVisioning Domain, défini dans le RFC 7556) qu'elles veulent utiliser. Elles peuvent par exemple l'identifier par son nom de domaine (RFC 8801).

Autre point intéressant, les cadreurs (framers). Décrits dans la section 9.1.2, ce sont des couches logicielles qui vont mettre en œuvre les exigences du protocole sous-jacent. Lors d'une opération d'envoi ou de réception d'un Message, les cadreurs vont tenir compte du protocole pour transformer un Message en flux d'octets et réciproquement. (Le RFC suggère de regarder le RFC 9329, pour un exemple.)

Pour mettre en œuvre cette API assez abstraite dans un langage de programmation spécifique, l'annexe A du RFC donne quelques conseils. Il y a des mises en œuvre de TAPS (plusieurs sont listées dans le RFC 9623, annexe C). On peut citer :

• En Python, PyTaps, mais qui n'est plus maintenu depuis longtemps (le projet TAPS existe depuis des années et ne semble pas susciter d'enthousiasme délirant),
• En C, NEAT, qui semble également abandonné.

Notez un point positif dans le RFC : l'annexe C du RFC 9623, qui décrit les mises en œuvre existantes donne non seulement les URL « normaux » du projet, et ceux sur GitHub mais aussi un lien Software Heritage, pour la pérennité. C'est une très bonne chose, car certains RFC ont une longue durée de vie). Par exemple, NEAT est https://github.com/NEAT-project/neat mais aussi https://archive.softwareheritage.org/swh:1:dir:737820840f83c4ec9493a8c0cc89b3159e2e1a57;origin=https://github.com/NEAT-project/neat;visit=swh:1:snp:bbb611b04e355439d47e426e8ad5d07cdbf647e0;anchor=swh:1:rev:652ee991043ce3560a6e5715fa2a5c211139d15c.

Ce RFC s'inscrit dans un projet IETF datant de quelques années : formaliser davantage les services que rend la couche Transport aux applications. Le but est de permettre de développer des applications en indiquant ce qu'on veut de la couche Transport, en rentrant le moins possible dans les détails. Ce RFC décrit l'architecture générale, le RFC 9622 spécifiant quant à lui une API plus concrète.

Des API pour les applications parlant à la couche Transport, il y en a beaucoup. La plus connue est bien sûr l'interface « socket », qui a pour principal avantage d'être ancienne et très documentée, dans des livres (comme le génial Stevens) et dans d'innombrables logiciels libres à étudier (mais, par contre, la norme POSIX qui la spécifie officiellement, n'est toujours pas disponible publiquement). C'est d'ailleurs cette multiplicité d'API, donc beaucoup sont solidement installées dans le paysage, qui fait que je doute du succès du projet et de sa TSAPI (Transport Services API) : la base installée à déplacer est énorme.

Pourtant, ces API traditionnelles ont de nombreux défauts. Le RFC cite par exemple l'incohérence : pour envoyer des données sur une prise qui utilise du TCP en clair, on utilise send() mais quand la communication est chiffrée avec TLS, c'est une autre fonction (non normalisée). Pourtant, pour l'application, c'est la même chose.

Toujours question cohérence, la terminologie n'est pas fixée et des termes comme flow, stream, connection et message ont des sens très différents selon les cas.

Le but de la nouvelle architecture est donc de permettre le développement d'une API (normalisée dans le RFC 9622) qui unifiera tout cela. (Notez que l'IETF, habituellement, normalise des protocoles et pas des API. Mais il y a déjà eu des exceptions à cette règle.) Un autre objectif est de permettre de mettre dans les bibliothèques du code qui autrefois était souvent dupliqué d'une application à l'autre, comme la mise en œuvre de l'algorithme des « globes oculaires heureux » (RFC 8305).

J'avais déjà présenté le projet TAPS, qui était alors nettement moins avancé, dans un exposé à la conférence MiXiT (dont voici le support).

L'architecture présentée ici est dérivée de l'analyse des protocoles de transport du RFC 8095 et de leur synthèse dans le RFC 8923. Pour les questions de sécurité, il est également conseillé de lire le RFC 8922.

L'interface pour les applications (TSAPI : Transport Services Application Programming Interface) sera fondée sur l'asynchronicité, en mode programmation par évènements. (Opinion personnelle : c'est une mauvaise idée, excessivement favorable aux langages sans vrai parallélisme, comme C. J'aurais préféré un modèle synchrone, fondé sur des fils d'exécution parallèle, plus simple pour la·e programmeur·se.)

Une des idées de base du projet est de développer une API qui soit indépendante du langage de programmation. C'est à mon avis fichu dès le départ. Outre cette question du parallélisme, la gestion des erreurs est très variable d'un langage à l'autre : codes de retour (en C), exceptions, valeurs mixtes comme en Haskell ou en Zig… L'API du RFC 9622 ne plaira donc pas à tout le monde.

La section 2 du RFC expose le modèle utilisé par l'API. D'abord, un résumé de la traditionnelle API « socket » :

• TCP et UDP sont mis en œuvre dans le noyau,
• les applications utilisent l'API socket pour parler au noyau, choisissant TCP ou UDP (même si l'API socket se prétend plus abstraite que cela, avec des termes comme SOCK_STREAM mais, en pratique, son utilisation nécessite de connaitre le protocole de transport utilisé),
• la résolution de noms en adresses se fait par un mécanisme distinct (typiquement, en appelant le résolveur DNS, directement ou indirectement).

La nouvelle API généralisera ce modèle : l'application utilise l'API Transport Services (TSAPI), en indiquant les propriétés souhaitées pour la connexion, et la mise en œuvre de l'API parlera à tous les protocoles de transport (et de chiffrement) possibles, qu'ils soient placés dans le noyau ou pas. La résolution de noms est intégrée dans ce cadre, entre autres parce que certains services sous-jacents, notamment TLS, nécessitent de connaitre le nom du service auquel on accède (ce qui n'est pas le cas avec l'API socket, qui ne manipule que des adresses IP).

Pendant qu'on en parle, cette idée d'intégrer la résolution de noms est également dans des projets comme Connect by Name, qui vise à permettre aux applications de juste demander connect(domain-name, port, tls=true) et que tout soit fait proprement par l'API, notamment les fonctions de sécurité (vérifier le nom dans le certificat, par exemple, ce qui n'est pas trivial à faire proprement).

On l'a dit plus haut, TSAPI est asynchrone. Le RFC estime que ce mode d'interaction avec le réseau, fondé sur des évènements, est plus fréquent et même « plus naturel ». C'est un des reproches que je ferais au projet. Je préfère le modèle d'interactions synchrone, notamment pour des langages de programmation ayant la notion de fils d'exécution séparés (les goroutines en Go, les processus en Erlang ou Elixir, les tâches d'Ada…), dans l'esprit des Communicating sequential processes (et j'en profite pour recommander le génial livre de Hoare, bien qu'il soit assez abstrait et d'un abord austère). Rien n'est naturel en programmation (ou ailleurs : « la seule interface utilisateur naturelle est le téton ; tout le reste est appris ») et le RFC se débarrasse un peu vite du choix effectué et ne cherche pas vraiment à le justifier.

Donc, l'application qui veut, par exemple, recevoir des données, va appeler l'API pour demander une lecture et l'API préviendra l'application quand des données seront prêtes. Au contraire, dans un modèle synchrone, le fil qui veut lire sera bloqué tant qu'il n'y aura rien à lire, les autres fils continuant leur travail.

Dans l'API socket, on peut avoir des messages séparés lorsqu'on utilise UDP mais, avec TCP, c'est forcément une suite d'octets, sans séparation des éventuels messages. Chaque protocole applicatif doit donc, s'il en a besoin, inventer sa méthode de découpage en messages : DNS et EPP indiquent la longueur du message avant d'envoyer le message, HTTP/1 l'indique dans l'en-tête mais a un mécanisme de découpage fondé sur des délimiteurs (cf. RFC 9112, sections 6.1 et 7), HTTP/2 et HTTP/3 ont leurs ruisseaux (une requête par ruisseau), TLS utilise également une indication de longueur. Au contraire, avec TSAPI, il y a toujours un découpage en messages, qui seront encodés en utilisant les capacités du protocole de transport sous-jacent (par un mécanisme nommé cadreur - framer).

TSAPI permet des choses qui n'étaient pas possibles avec les API classiques, comme d'avoir plusieurs paires d'adresses IP entre les machines qui communiquent, avec changement de la paire utilisée pendant une connexion.

Un des intérêts de cette nouvelle API est de permettre aux applications de fonctionner de manière plus déclarative et moins impérative. Au lieu de sélectionner tel ou tel protocole précis, l'application déclare ses exigences, et TSAPI se débrouillera pour les lui fournir (section 3.1).

Bon, c'est bien joli, de vouloir que les applications ne connaissent pas les protocoles (ce qui permet de les faire évoluer plus facilement) mais, quand même, parfois, il existe des fonctions très spécifiques d'un protocole particulier qu'il serait bien sympa d'utiliser. La section 3.2 de notre RFC couvre donc cette question. Par exemple, l'option User Timeout de TCP (RFC 5482) est bien pratique, même si elle est spécifique à TCP. Donner accès à ces spécificités soulève toutefois un problème : parfois, l'application souhaite une certaine fonction, et peut donc s'en passer, et parfois elle l'exige et la connexion doit échouer si elle n'est pas disponible pour un certain protocole. L'API devra donc distinguer les deux cas.

Une fois que l'application a indiqué ses préférences et ses exigences, l'API devra sélectionner un protocole de transport. Parfois, plusieurs protocoles conviendront. Si l'application demande juste un transport fiable d'une suite d'octets, TCP, SCTP et QUIC conviendront tous les trois (alors qu'UDP serait exclu).

Comme rien n'est gratuit en ce bas monde, le progrès de l'abstraction, et une relative indépendance de l'application par rapport aux particularités des protocoles de transport, ont un inconvénient : le système devient plus complexe. Les développeureuses d'application lorsqu'il faut déboguer, et les administrateurices système qui vont installer (et essuyer les plâtres !) les applications vont avoir des difficultés nouvelles. Des fonctions de déboguage devront donc être intégrées. (Personnellement, je pense aussi à la nécessité que la bibliothèque qui mette en œuvre TSAPI coopère au déboguage pour les protocoles chiffrés, qui ne permettront pas tellement d'utiliser Wireshark. Voir mon exposé à Capitole du Libre.)

Et enfin, après ces généralités, passons aux concepts qui devront être visibles par l'application, rapprochons-nous de la future API (section 4 du RFC). D'abord, la Connexion. Non, ce n'est pas une erreur d'avoir capitalisé le mot. Le RFC utilise la même méthode pour montrer qu'il s'agit d'un concept abstrait, qui ne correspond pas forcément parfaitement aux connexions du protocole de transport (pour ceux qui ont ce concept). La Connexion est donc au cœur de l'API Transport Services. Elle se fait entre deux points, le local et le distant, chacun identifié par un Endpoint Identifier. Elle a un certain nombre de propriétés, qui peuvent s'appliquer avant (et influenceront la sélection du protocole de transport, et/ou des machines auxquelles ont se connecte), juste avant ou pendant la Connexion, par exemple l'utilisation du 0-RTT (RFC 9622, section 6.2.5) ou l'exigence du chiffrement (cf. RFC 8922), mais il y a aussi des propriétés pour chaque message individuel. Ensuite, on va :

• Pré-établir : ce sont les opérations qu'on fait avant de se connecter, comme de définir des paramètres de la Pré-Connexion, la future Connexion.
• Établir : là, ça y est, on se connecte.
• Transférer des données (lire et écrire).
• Gérer des évènements qui surviennent comme « la Connexion est prête » ou « le chemin a changé ». Rappelez-vous que TSAPI est asynchrone, pilotée par des évènements.
• Et, comme les meilleures choses ont une fin, on peut terminer la Connexion (proprement avec Close ou salement avec Abort).

Un écoutant va créer une Pré-Connexion et attendre les demandes, ce n'est pas lui qui va établir les connexions. L'entité active, elle, va se connecter (fonctions Listen et Initiate). Et le pair-à-pair ? Il sera également possible via la fonction Rendezvous. Ce sera à l'API de gérer les services comme STUN (RFC 8489), souvent indispensables en pair-à-pair.

Le transfert de données a les classiques fonctions Send et Receive (qui n'est pas synchrone, rappelons-le, donc qui ne bloque pas). Mais il y a aussi un nouveau concept, le cadreur (traduction peu imaginative de framer). C'est la couche logicielle qui va ajouter et/ou modifier les données du message pour mettre en œuvre des exigences du protocole, par exemple indiquer les frontières entre messages dans un protocole de transport qui n'a pas ce concept (comme TCP). Ainsi, les protocoles EPP (RFC 5734) et DNS (RFC 7766) nécessitent que chaque message soit préfixé d'un seizet indiquant sa longueur. Un cadreur peut faire cela automatiquement pour chaque message, simplifiant la tâche de l'application (par exemple la bibliothèque standard d'Erlang a cette option - cf. packet).

Enfin, un peu de sécurité et de vie privée (section 6). D'abord, les implémentations devront faire attention aux risques pour la vie privée si on réutilise l'état des connexions passées. C'est le cas des sessions TLS (RFC 8446, section 2.2) ou des gâteaux HTTP (RFC 6265), qui peuvent permettre de relier deux connexions entre elles, lien qu'on ne souhaite peut-être pas.

Et puis, en sécurité, le RFC rappelle qu'on ne doit pas se replier sur des solutions non sécurisées si la technique sécurisée échoue. Ainsi, si une application demande du chiffrement, mais que la connexion chiffrée échoue, il ne faut pas se rabattre sur une connexion en clair.

Notez que l'ensemble du projet TAPS a bénéficié de divers financements publics, par exemple de l'UE.

Une opinion personnelle sur ce projet ? Outre des critiques sur tel ou tel choix, comme l'asynchronisme, je suis malheureusement sceptique quant aux chances de réussite. Les API actuelles, avec tous leurs défauts, sont solidement installées, et dans le meilleur des cas, il faudra de nombreuses années pour que les formations s'adaptent et enseignent une API comme TSAPI.

Vous le savez, les RFC ne sont plus en texte brut depuis des années, leur format officiel est du XML. Le système était décrit dans le RFC 7990, que ce nouveau RFC remplace. Il y a beaucoup de changements sur la forme et aussi sur le fond, notamment la possibilité de modifier un fichier déjà publié (sans changer sa sémantique, bien sûr).

La section 2 de notre RFC décrit ce qu'est la « version définitive » d'un RFC. Écrite dans le format RFCXML spécifié dans le RFC 7991, elle peut donc comporter des images en SVG (voir le RFC 7996) et des caractères non-ASCII (cf. RFC 7997). Cette version définitive contient tout ce qui est nécessaire pour produire le RFC publié. (Les versions de développement, avant la publication, peuvent utiliser des références externes, qui devront être résolues dans la version définitive, qui sera auto-suffisante.)

Mais le changement le plus spectaculaire de notre RFC 9720 est que cette version « définitive » peut désormais changer. Si on découvre un problème dans le fichier XML, il pourra être modifié, si cela ne change pas le sens, bien sûr. La section 2.1 décrit précisément les règles de changement. En cas de modification, les versions antérieures devront être gardées, avec leurs métadonnées (comme la date) et accessibles publiquement, comme les RFC l'ont toujours été (section 4), ce qui a beaucoup contribué au succès de l'Internet.

De nouvelles versions de publication, produites à partir de la version définitive, seront produites, soit parce que la version définitive a changé, soit parce que les outils ont évolué et permettent un meilleur rendu (section 3). (La re-publication pour corriger des erreurs de rendu existait déjà et la liste des cas est en ligne.)

Notez que ce RFC ne s'applique qu'au produit final. L'élaboration des RFC, via les Internet drafts, n'est pas concernée, même si elle va sans doute s'aligner. (Si vous en écrivez et que vous voulez utiliser le format XML, ce que je recommande, une page Web dédiée est là pour vous aider.)

La section 1.1 résume les changements depuis le RFC 7990. On garde le format XML normalisé dans le RFC 7991 mais on change le concept de « format canonique », qui mélangeait plusieurs choses. Il y a désormais :

• le format final, forcément en XML, donc, c'est le format de référence, qui s'appelait « xml2rfc version 3 » et se nomme désormais RFCXML,
• la version finale qui, en dépit de son nom, peut désormais changer,
• le format de publication (texte brut, HTML ou PDF),
• la version de publication, c'est-à-dire un document dans un format de publication, fait à partir de la version finale.

Notre RFC spécifie dans quelles conditions on peut désormais changer la version finale (contrairement à la règle du RFC 9280). En gros, il faut que la sémantique reste inchangée. Cela permet d'effectuer les changements suite à des erreurs de format XML ou bien lorsqu'une évolution des logiciels ne permet plus de traiter l'ancien fichier. Mais cela pose peut-être des problèmes de sécurité et la section 6 appelle à la vigilance face au risque d'utiliser une version non-officielle.

Et, sinon, le RFC Editor » devient le « RFC Production Center » (mais je parie que l'ancien terme, chargé d'histoire, va rester encore longtemps).

On sait que le premier RFC publié sous le nouveau système (format de référence en XML) était le RFC 8651. Depuis, tous les autres RFC ont suivi ce système.

Ce RFC spécifie comment on peut signer cryptographiquement et vérifier des messages HTTP, afin de s'assurer de leur authenticité. Des signatures HTTP conceptuellement proches, mais syntaxiquement différentes sont notamment utilisées par le fédivers. (Notez que le RFC, délibérément, ne spécifie pas un protocole complet mais une des briques, qui devra impérativement être complétée avec d'autres règles.)

Alors, attention, vous allez me dire « mais tout le monde utilise HTTPS, de toute façon » mais ce n'est pas tout à fait la même chose. Comme l'explique la section 1 de notre RFC, TLS protège une connexion mais ne fonctionne pas de bout en bout, s'il y a sur le trajet des relais qui terminent une session TLS et ouvrent une autre connexion (la section 7.1.2 détaille les limites de TLS pour les scénarios envisagés). Et TLS ne permet pas d'authentifier le client, sauf à utiliser des certificats client, que beaucoup trouvent peu pratique, et qui dépendent d'un système centralisé, les AC. En prime, dans un contexte d'utilisation serveur-serveur, comme dans le fédivers, on n'a pas envie de confier sa clé privée à son serveur. Donc, il y a un besoin pour une signature des messages (TLS n'est pas inutile pour autant, il fournit notamment la confidentialité, cf. section 8.2 de notre RFC). Voilà pourquoi Mastodon, par exemple, a commencé à utiliser des signatures HTTP pour la sécurité. Le format ActivityPub ne prévoyait en effet aucune sécurité, d'où la nécessité de développer des techniques ad hoc. Mais notez que la technique de Mastodon, non normalisée et même pas spécifiée quelque part, sauf dans le code source, n'est pas compatible avec celle du RFC. Un travail est en cours pour documenter cela.

Notons qu'il existe aussi des solutions pour signer le corps d'un message HTTP, comme JWS (RFC 7515) si le corps est en JSON (RFC 8259). Mais les signatures HTTP de notre RFC 9421 protègent non seulement le corps (quel que soit son format) mais aussi une partie des champs de l'en-tête. Il n'y a pas de solution générale de protection des contenus en HTTP, juste une protection du canal de communication, avec HTTPS.

Donc, le principe est simple : le signeur canonicalise certains champs de l'en-tête (et, indirectement, le corps, via la condensation du RFC 9530), les signe et met la signature dans l'en-tête. Par exemple, avec ce message HTTP (une simple demande de lecture, qui n'a donc probablement pas besoin d'être authentifiée mais c'est juste un exemple) :

GET /9421.html HTTP/1.1
Host: www.bortzmeyer.org
Date:  Fri, 17 Jan 2025 10:53:17 +0100
Content-Type: text/plain
Content-Digest: sha-256=:591b6607e9e257e26808e2ccf3984c23a5742b78defad9ec7b2966ddcef29909=:

Hello, HTTP

La signature ajoutera ces deux champs :

Signature-Input: sig=("date" "host";sf "content-type";sf "content-digest" "@method" "@target-uri" "@authority" "@scheme" "@request-target" "@path" "@query");alg="ecdsa-p256-sha256"
Signature: sig=:0dnCVeCDOJ9fQiLqUXLE8hwBDNpAVlO3TJZgqm/FBJ1x2h5/g5qU20UM87BkJt0iK9vpRRgPF9fmWobf6Y5iYQ==:
  

(« sig » est un identificateur arbitraire, qui sert à faire la correspondance entre une signature et ses paramètres, dans le cas où il y a plusieurs signatures.) Le vérificateur devra récupérer la clé publique (notez que le RFC ne précise pas comment : chaque application utilisant les signatures HTTP devra décrire sa méthode de récupération des clés), canonicaliser et refaire les calculs cryptographiques, validant (ou non) la signature.

Voilà, vous connaissez l'essentiel du RFC, maintenant, place aux détails. D'abord, un peu de terminologie : en dépit de leur nom, les signatures HTTP peuvent être aussi bien de « vraies » signatures, faites avec de la cryptographie asymétrique que des MAC incluant une clé secrète (avec de la cryptographie symétrique, donc). Ensuite, relisez bien le RFC 9651 : les champs structurés dans l'en-tête sont un cas particulier, en raison de la canonicalisation qu'ils vont subir. (Vous avez remarqué le sf dans le champ Signature-Input: plus haut ? Il veut dire Structured Field et indique un traitement particulier.)

Ensuite, la question évidemment compliquée de la canonicalisation. HTTP permet et même parfois impose des transformations du message faites par des intermédiaires (la section 1.3 donne une liste partielle des transformations possibles). Il est très difficile, voire impossible, de définir quels champs de l'en-tête vont être respectés et lesquels vont être modifiés. Il n'y a donc pas de liste officielle des champs à signer, chaque application va indiquer les siens. Dans l'exemple ci-dessus, on signe les quatre champs présents, et on l'indique dans le Signature-Input:. Si un intermédiaire ajoute un champ quelconque (par exemple le Forwarded: du RFC 7239), la signature restera valide. Le récepteur ne devra donc pas considérer ce champ comme authentifié. Même chose pour le corps si on ne signe pas son condensat (RFC 9530). La section 7.2.8 du RFC rappelle l'importance de signer le corps, pour la plupart des cas. Notez également que le Signature-Input: plus haut incluait aussi des composants qui ne sont pas des champs de l'en-tête mais qu'on veut signer, comme la méthode (GET) ou les composants de l'URL. Leur nom est précédé d'un arobase.

Autre problème du monde réel : les programmes n'ont pas un contrôle complet du message HTTP produit. Par exemple, le programme va utiliser une bibliothèque qui va formater les champs à sa manière, en ajouter, etc. C'est pour cela qu'il est important de laisser ouverte la question de la liste des champs à signer. Chaque application choisira.

Les signatures HTTP ne sont pas une solution complète prête à l'emploi : bien des points sont délibérément laissés vides dans le RFC. Une solution complète de sécurité doit donc spécifier :

• quels sont les champs qui doivent être signés, la section 7.2.3 fournissant des indications sur ce choix (par exemple, Mastodon impose que Date: soit présent et signé, pour détecter les messages trop anciens que quelqu'un essaierait de rejouer, cf. la section 7.2.2),
• comment récupérer la clé publique d'un correspondant (sur le fédivers, c'est fait en utilisant WebFinger, système normalisé dans le RFC 7033),
• et les autres exigences diverses spécifiques à cette application (la section 3.2.1 donne une bonne idée de ce qu'elles peuvent être).

Les noms des composants signés (champs de l'en-tête et autres) sont décrits dans la section 2 de notre RFC. Pour un champ, c'est simplement son nom en minuscules (comme "date" dans le Signature-Input: plus haut). Autrement, les noms commencent par un arobase par exemple @method indique la méthode HTTP utilisée. Les méthodes de canonicalisation (complexes, surtout pour les champs structurés !) sont dans la même section.

Les différents paramètres de la signature, comme un identificateur pour la clé utilisée, ou comme la date de signature, peuvent également être inclus dans le Signature-Input:.

Tous ces paramètres forment ce qu'on appelle la base (section 2.5). Celle du message donné comme exemple plus haut est :

"date": Fri, 17 Jan 2025 10:53:17 +0100
"host";sf: www.bortzmeyer.org
"content-type";sf: text/plain
"content-digest": sha-256=:591b6607e9e257e26808e2ccf3984c23a5742b78defad9ec7b2966ddcef29909=:
"@method": GET
"@target-uri": https://www.bortzmeyer.org/9421.html
"@authority": www.bortzmeyer.org
"@scheme": https
"@request-target": /9421.html
"@path": /9421.html
"@query": ?
"@signature-params": ("date" "host";sf "content-type";sf "content-digest" "@method" "@target-uri" "@authority" "@scheme" "@request-target" "@path" "@query");alg="ecdsa-p256-sha256"
  

Ici, elle est relativement courte, la plupart des métadonnées n'étant pas mentionnée.

Une fois la signature générée, le signeur ajoute deux champs à l'en-tête (section 4 du RFC) :

• Signature-Input: qui indique les paramètres de la signature (liste des champs signés, et optionnellement métadonnées sur la signature),
• Et Signature:, qui contient la signature elle-même.

Les deux champs sont structurés selon la syntaxe du RFC 9651. (Notez que ces deux champs sont une des différences avec l'ancienne version des signatures HTTP, utilisée dans le fédivers. Cette ancienne version n'avait qu'un champ, Signature:. Un vérificateur qui veut gérer les deux versions peut donc utiliser la présence du champ Signature-Input: comme indication que la version utilisée est celle du RFC. L'annexe A expose cette heuristique, qui figure également dans le projet d'intégration avec ActivityPub.)

Voici un exemple de signature avec des métadonnées (date de signature et identifiant de la clé :

Signature-Input: reqres=("@status" "content-digest" "content-type" \
     "@authority";req "@method";req "@path";req "content-digest";req)\
     ;created=1618884479;keyid="test-key-ecc-p256"
Signature: reqres=:dMT/A/76ehrdBTD/2Xx8QuKV6FoyzEP/I9hdzKN8LQJLNgzU\
     4W767HK05rx1i8meNQQgQPgQp8wq2ive3tV5Ag==:  
  

Notez que notre RFC décrit aussi une méthode pour demander qu'un correspondant signe ses messages : inclure un champ Accept-Signature: (section 5 du RFC).

Les signatures HTTP nécessitent la modification ou la création de plusieurs registres IANA :

• Les champs Accept-Signature:, Signature: et Signature-Input: ont été ajoutés au registre des champs d'en-tête HTTP.
• Un registre des algorithmes de signature a été créé. On va y trouver par exemple ecdsa-p256-sha256, que j'ai utilisé dans mon exemple (algorithme ECDSA). On peut y ajouter des algorithmes via la politique « Spécification nécessaire » du RFC 8126.
• Un registre des métadonnées des signatures a été créé. On y trouve par exemple created (la date de signature) ou keyid (l'identificateur de la clé, selon un schéma de nommage spécifique à l'application). On peut y ajouter des valeurs via la politique « Examen par un expert » du RFC 8126.
• Un registre des noms de composants a été créé, pour mettre ces noms commençant par « @ », comme @method. On peut y ajouter des noms via la politique « Examen par un expert » du RFC 8126.
• Un registre des noms des paramètres des composants a été créé. Vous avez déjà rencontré sf, par exemple, qui indique qu'un champ de l'en-tête est un champ structuré et doit donc être traité de manière spéciale. On peut y ajouter des noms via la politique « Examen par un expert » du RFC 8126.

Si vous voulez un article d'introduction :

• Un bon article de synthèse.

Questions mises en œuvre, on dispose désormais de bibliothèques pour de nombreux langages de programmation (je ne les ai pas testées) :

• Pour Go, il y a https://github.com/superseriousbusiness/httpsig,
• Pour PHP, https://imrannazar.com/articles/http-signatures-in-php,
• Pour Rust, regardez https://docs.rs/crate/http-signatures/latest,
• Pour Python, https://pypi.org/project/http-message-signatures/.

Une discussion est en cours pour ajouter ces signatures à curl. Si vous programmez, pour tester votre code, je recommande fortement le service en ligne https://httpsig.org/. Notez qu'il ne vérifie pas le condensat du corps du message. Pour fabriquer les clés pour ce service, si vous voulez faire de l'ECDSA, vous pouvez utiliser les commandes OpenSSL suivantes (oui, il doit y avoir une version plus simple) :

openssl ecparam -out server.pem -name prime256v1 -genkey 
openssl req -new -key server.pem  -nodes -days 1000 -out server.csr  
openssl x509 -in server.csr -out server.crt -req -signkey server.pem -days 2001      
  

La clé privée sera dans server.pem et la publique dans server.crt.

Concernant l'ancienne version des signatures HTTP, vous pouvez consulter :

• Eugen Rochko a fait deux bons articles d'introduction : https://blog.joinmastodon.org/2018/06/how-to-implement-a-basic-activitypub-server/ et https://blog.joinmastodon.org/2018/07/how-to-make-friends-and-verify-requests/.
• Dans Mobilizon, le code de signature est Mobilizon.Federation.HTTPSignatures.Signature et il vient à l'origine de Pleroma.
• Dans PeerTube (le code vient, je crois, de Misskey, à moins que ce ne soit le contraire) : c'est ici (et pour Misskey, ici).
• J'ai écrit (avec Chloé Baut) une mise en œuvre des protocoles du fédivers, en Python, purement expérimentale mais qui peut être intéressante à lire pour comprendre comment tout cela marche.

Cette technique des signatures HTTP a eu une histoire longue et compliquée. Née chez Amazon, elle avait d'abord été décrite dans un Internet draft, draft-cavage-http-signatures en 2013, et déployée, notamment dans le secteur financier. En 2017, Mastodon avait utilisé la technique telle que décrite dans ce document (forçant le reste du fédivers à s'aligner sur « ce que fait Mastodon »). C'est après l'adoption par le groupe de travail httpbis que le projet avait pris sa forme finale. (Regardez les supports de présentation à l'IETF en 2019 et la vidéo de la réunion.) L'auteur du projet initial avait écrit un bon résumé en 2020, décrivant de l'intérieur comment se passe la normalisation dans l'Internet. Les différences principales avec ce que fait le fédivers :

• Deux champs au lieu d'un, Signature-Input: et Signature:,
• Les champs utilisent la syntaxe des champs structurés du RFC 9651,
• Les métadonnées sont également signées.

Et pour terminer, voilà comment ça se fait dans le fédivers (qui, je le rappelle, n'utilise pas la syntaxe de ce RFC mais des concepts proches) :

• le client annonce son identité (pour moi, bortzmeyer@mastodon.gougere.fr),
• le serveur fait alors une requête WebFinger vers l'instance indiquée (comme un wget https://mastodon.gougere.fr/.well-known/webfinger/\?resource=acct:bortzmeyer@mastodon.gougere.fr),
• puis il va suivre suivre l'URL indiquée dans le membre self (comme un curl -o bortzmeyer.json -H 'Accept: application/activity+json' "https://mastodon.gougere.fr/users/bortzmeyer"), et la clé publique est dans le membre publicKey,
• et le serveur peut alors vérifier les signatures et voir que c'était bien bortzmeyer@mastodon.gougere.fr qui écrivait (en toute rigueur, on vérifie juste que c'est bien mastodon.gougere.fr qui écrit et on lui fait confiance pour avoir authentifié ses propres utilisateurs).