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Dans le contexte de la surveillance massive qui s'exerce contre les utilisateurices de l'Internet, tout identifiant un peu stable peut être utilisé pour pister quelqu'un. On en laisse, des traces ! C'est par exemple le cas avec l'adresse MAC. Ce nouveau RFC décrit les mécanismes existants pour diminuer le risque de pistage par l'adresse MAC. Il ne spécifie pas un protocole, il liste les solutions.

Ne croyez donc pas les médias et les politiciens qui vous diraient que le problème de l'Internet, c'est l'anonymat. C'est tout le contraire : il est extrêmement difficile d'utiliser l'Internet sans laisser de traces partout, traces qui peuvent être corrélées si on réutilise un identifiant, comme l'adresse MAC (dite également adresse Ethernet ou bien adresse physique).

(Au passage, le RFC contient une remarque très désagréable comme quoi l'une des causes des problèmes de vie privée serait « le manque d'éducation [des utilisateurices ?] ». S'il est vrai que la littératie numérique en matière de sécurité est très perfectible, il ne faudrait pas pour autant tout rapporter à l'ignorance. Les utilisateurices ne sont pas responsables de la surveillance massive, dont l'ubiquité et la sophistication font qu'il est difficile de se défendre, même pour un·e expert·e. Et les innombrables entreprises et États qui pistent les utilisateurices ne le font pas par ignorance mais cherchent en toute conscience à récolter le maximum de données.)

Le problème du pistage se place à tous les niveaux du modèle en couches ; les adresses MAC en couche 2, les adresses IP en couche 3, les cookies pour le Web en couche 7, etc. Pour la couche 2, sujet de notre RFC, voyez par exemple l'analyse « Wi-Fi internet connectivity and privacy: Hiding your tracks on the wireless Internet » (comme l'IEEE fait partie de ces organisations de normalisation réactionnaires qui ne permettent pas l'accès libre à leurs documents, prenez une copie), ou bien cet article décrivant comment les poubelles vous pistent.

Le problème est d'autant plus sérieux qu'aujourd'hui, plein d'équipements électroniques ont la WiFi (en termes plus techniques, IEEE 802.11) et donc une adresse MAC unique, qui peut servir au pistage. On ne pense pas forcément à ces équipements comme étant des ordinateurs, susceptibles d'émettre et donc de révéler leur présence. Quiconque écoute le réseau va voir ces adresses, il n'y a pas besoin d'être actif, une écoute passive suffit. Même sans association avec la base, la machine se signale par les Probe Request qu'elle envoie. Dans le cas typique, l'adresse 802.11 est composée de deux parties, l'OUI (Organizationally Unique Identifier), qui identifie le fournisseur, et le Network Interface Controller Specific, qui identifie une des machines (en toute rigueur, plutôt une des interfaces réseau) dudit fournisseur. La combinaison des deux fait une adresse unique (au moins en théorie), traditionnellement attribuée à la fabrication et pas changée ensuite. Cette adresse unique est donc, malheureusement pour la vie privée, un bon identificateur stable. Mais une adresse MAC peut aussi être localement gérée (elle n'est alors plus forcément unique), et, contrairement à ce que croient certaines personnes, l'adresse globale par défaut n'est pas obligatoire. (Un bit dans l'adresse indique si elle est globale ou locale. Le RFC 8948 définit même un plan d'adressage pour ces adresses locales.) On peut donc échapper au pistage en changeant d'adresse de temps en temps (cf. l'article de Gruteser et D. Grunwald, « Enhancing location privacy in wireless LAN through disposable interface identifiers: a quantitative analysis »). Ces questions de vie privée liées à l'adresse MAC sont décrites plus en détail dans l'article « Privacy at the Link Layer », de Piers O'Hanlon, Joss Wright et Ian Brown, présenté à l'atelier STRINT, dont le compte-rendu a été le RFC 7687. Notre RFC rappelle aussi que, bien sûr, la protection de la vie privée ne dépend pas uniquement de cette histoire d'adresse MAC et que les surveillants ont d'autres moyens de pistage, qu'il faut combattre également, cf. section 9.

Un peu d'histoire : l'IEEE, qui normalise 802.11 et donc les adresses MAC, avait pour la première fois traité le problème lors d'un tutoriel en 2014, qui avait suivi l'atelier STRINT (celui dont le compte-rendu est dans le RFC 7687). Suite à ce tutoriel, l'IEEE avait créé l'IEEE 802 EC Privacy Recommendation Study Group, ce qui avait finalement donné naissance à des documents IEEE comme IEEE 802E-2020 - IEEE Recommended Practice for Privacy Considerations for IEEE 802 Technologies et 802c-2017 - IEEE Standard for Local and Metropolitan Area Networks:Overview and Architecture--Amendment 2: Local Medium Access Control (MAC) Address Usage. Les idées documentées avaient été testées lors de réunions plénières de l'IEEE et de l'IETF. Ces tests ont montré que les collisions (deux adresses MAC identiques) étaient extrêmement rares. Elles ont aussi permis de constater que certains identificateurs visibles (comme celui envoyé en DHCP, cf. RFC 7819) restent stables et qu'il ne suffit donc pas de changer l'adresse MAC. Je recommande la lecture du rapport « IEEE 802E Privacy Recommendations & Wi-Fi Privacy Experiment @ IEEE 802 & IETF Networks> », présenté à l'IETF 96 à Berlin en 2016.

Depuis, l'aléatoirisation des adresses MAC a été largement déployée, sur iOS, sur Android, sur Microsoft Windows, sur Fedora, etc. Il n'y a évidemment pas de solution parfaite et des chercheurs ont déjà trouvé comment contourner l'aléatoirisation. Cela a mené à une nouvelle norme IEEE, 802.11aq.

Ce changement de l'adresse MAC a ensuite posé problème à certains opérateurs de réseaux mobiles. (Voir aussi « IEEE 802.11 Randomized And Changing MAC Addresses Topic Interest Group Report » et « RCM A PAR Proposal ».)

La question de la vie privée s'est beaucoup posée à l'IETF dans le contexte de l'auto-affectation des adresses IPv6 (SLAAC : Stateless Address Autoconfiguration). Le RFC 1971 et ses successeurs (le dernier en date est le RFC 4862) prévoyaient que la partie spécifique à la machine de l'adresse IPv6 soit fondée sur l'adresse MAC, ce qui permettait le pistage. Cette méthode, qui a fait couler beaucoup d'encre, est désormais déconseillée (RFC 8064). La méthode recommandée maintenant est celle du RFC 8981, avec ses adresses aléatoires et temporaires. (Elles ont d'autres avantages, comme de limiter la durée pendant laquelle on peut se connecter à une machine depuis l'extérieur.) Évidemment, ces adresses temporaires ne conviennent pas aux serveurs (qui doivent être joignables) ni aux cas où l'administrateur réseau veut pouvoir garder trace des adresses IP des machines (dans ce dernier cas, le RFC 7217, avec ses adresses stables tant qu'on reste dans le même réseau, est la solution recommandée).

On l'a dit, l'adresse MAC n'est pas le seul moyen qu'on a de suivre une machine à la trace. Les identifiants qui figurent dans la requête DHCP en sont un autre. Le RFC 7844 rassemble les recommandations faites aux auteur·es de logiciels DHCP pour limiter ce pistage.

On a donc vu qu'on pouvait changer son adresse MAC et que c'était une bonne chose pour la protection de sa vie privée. Mais la changer pour quoi ? La section 6 de notre RFC résume toutes les politiques possibles :

• Adresse MAC fixe déterminée par le fournisseur (c'est la politique ancienne et traditionnelle) et enregistrée en dur dans l'interface réseau.
• Adresse permanente mais générée localement, sur la machine, typiquement au premier démarrage. On parle de PDGM (Per-Device Generated MAC).
• Adresse temporaire générée localement, au démarrage de la machine. On parle de PBGM (Per-Boot Generated MAC). Plus besoin de mémoire stable.
• Adresse fixe générée localement, pour chaque réseau. L'adresse est stockée dans une mémoire stable, indexée par un identificateur du réseau (le SSID pour le Wifi, et diverses heuristiques utilisant par exemple STP pour les réseaux fixes). Cette politique empêche le pistage trans-réseau mais permet une stabilité utile pour l'administrateur du réseau. On parle de PNGM (Per-Network Generated MAC).
• Adresse temporaire renouvelée régulièrement, par exemple toutes les douze heures. On parle de PPGM (Per-Period Generated MAC).
• Adresse temporaire par « session ». La session étant par exemple une connexion via le portail captif. On parle de PSGM (Per-Session Generated MAC).

Que font les systèmes d'exploitation d'aujourd'hui ? La section 7 détaille les pratiques actuelles. Un point important est que, depuis longtemps, tous ces systèmes mettent en œuvre une forme ou l'autre d'aléatoirisation, pour les questions de vie privée citées ici. Comme la situation évolue, plutôt que de lire cette section du RFC, vous avez peut-être intérêt à suivre en ligne. Au moment de la rédaction de cet article, les versions actuelles d'Android et d'iOS étaient en PNGM (adresse choisie aléatoirement mais liée au SSID). Idem pour Debian et Windows. Mais lisez les détails, qui peuvent dépendre de points subtils.

Vous savez que les types de médias comportent un type de premier niveau et un sous-type. Dans image/gif, image est le type de premier niveau et gif le sous-type. On crée des sous-types tout le temps mais les types, l'identificateur qui est au premier niveau, c'est bien plus rare. La création du type haptics (données haptiques), qui a été faite dans le RFC 9695, a été l'occasion de formaliser un peu plus le processus de création de types de médias.

Vous voulez créer un nouveau type de médias (également appelé type MIME) ? Les types existants comme text, image et application ne vous suffisent pas ? Alors, il vaut mieux lire ce RFC 9694, qui explique les principes. Le RFC 6838, qui spécifie les types de médias est assez vague sur la création de nouveaux types de premier niveau (cf. sa section 4.2.7), sans doute parce qu'on ne comptait pas en voir arriver beaucoup. Notre RFC 9694 comble ce manque, devenu évident avec la création du type haptics dans le RFC 9695.

Attention, ne pas confondre les types de médias de premier niveau avec les arbres qui permettent d'étiqueter les sous-types, comme vnd (abréviation de vendor), pour les sous-types spécifiques à un fournisseur, comme application/vnd.adobe.flash.movie pour un format qu'on ne regrettera pas.

Donc, contrairement aux sous-types, qui apparaissent tout le temps et ne font pas forcément l'objet d'un RFC, la création de types est plus rare. Le dernier créé, avant haptics/, était font/, par le RFC 8081. L'une des raisons de la séparation type/sous-type est que, dans certains cas, le type peut indiquer, au logiciel qui lit un fichier, une application générique (si on tombe sur un image/sous-type-inconnu, lancer un logiciel de visualisation d'imges qui gère beaucoup de formats est une solution raisonnable ; si on tombe sur un text/sous-type-inconnu, on sait qu'un humain pourra à peu près le lire avec un éditeur générique). Le RFC note qu'autrefois il était même prévu que cet aiguillage puisse se faire vers différents matériels (envoyer image/nimporte-quoi à l'imprimante, video/nimporte-quoi à la télé) mais qu'aujourd'hui, où les machines sont bien plus généralistes, cela n'a plus trop de sens.

Donc, si vous voulez enregistrer un nouveau type de médias de premier niveau, la section 2 de notre RFC liste les critères obligatoires d'évaluation :

• Le type doit être décrit dans un RFC qui est sur le chemin des normes (Standards Track, cf. la politique « Action de normalisation », RFC 8126, section 4.9) donc approuvé par l'IETF.
• La spécification doit citer, dans sa section IANA considerations l'ajout au registre des types de premier niveau,
• Elle doit bien indiquer les critères d'évaluation pour les sous-types (qu'est-ce qui est acceptable et qu'est-ce qui ne l'est pas).
• Il faut qu'au moins un sous-type soit décrit, pour bien montrer qu'il y a un usage réel, pas juste théorique. (haptics/ a commencé avec trois sous-types.)

Moins cruciaux sont d'autres critères, comme :

• Si le type est déjà utilisé informellement, c'est un bon signe de son utilité.
• Mais en même temps, le RFC déconseille d'utiliser des types non enregistrés, ce qui est contradictoire avec le critère précédent.
• Il n'est pas nécessaire de créer un groupe de travail IETF dédié mais ça arrive parfois. model/ a été créé par le RFC 2077 sans groupe de travail, font/ (RFC 8081) a été l'œuvre d'un groupe de travail dédié, haptics/ (RFC 9695) a été fait par un groupe de travail qui avait également d'autres sujets.

Il y a aussi des anti-critères.

• Un type de premier niveau ne doit pas être juste un pointeur vers un autre registre (le RFC cite le cas fictif d'un type oid/ qui pointerait vers des object identifiers).
• Les types de médias sont prévus pour aider les applications qui lisent des ressources Internet à les faire traiter par le logiciel approprié. Ce ne sont pas un mécanisme de typage générique, on ne va pas faire une ontologie avec.
• Un éventuel nouveau type ne doit pas marcher sur les plate-bandes d'un type existant. On ne pourrait sans doute pas créer un code/ pour le code source puisqu'il existe déjà text/ (même si peu de langages de programmation ont eu un sous-type enregistré, le RFC 9239 est plutôt une exception).
• Et pas question de commencer un nom de type par x-, le RFC 6648 explique pourquoi.

La section 3 du RFC est pour les féru·es d'histoire. Elle documente l'évolution de ces types de médias. Leur apparition date du RFC 1341 en 1992, qui créait les « classiques » text/, image/, audio/… Le premier type de premier niveau créé par la suite a été matter-transport/ (pour indiquer que le message contient de la matière, pas juste de l'information) en 1993 dans le RFC 1437 (mais regardez la date du RFC avant de critiquer). Le premier « sérieux » type de premier niveau en dehors des « classiques », model/, n'a été créé qu'en 1997 par le RFC 2077. example/ date de 2006 (RFC 4735) et font/ de 2017 (RFC 8081). Enfin, le dernier, haptics/, date de cette année, avec le RFC 9695.

Il existe aussi des types utilisés mais pas enregistrés. Wikipédia parle d'un type chemical/, décrit dans un article mais jamais passé par le mécanisme d'enregistrement que décrit notre RFC, et donc absent du registre.

La section 4 de notre RFC synthétise les règles et procédures pour l'enregistrement d'un nouveau type (rappel : politique « Action de normalisation », RFC 8126) et crée formellement le registre des types de premier niveau.

Si vous voulez créer un nouveau type de médias de premier niveau, je signale que scent/ (pour distribuer des odeurs sur l'Internet) n'a pas été enregistré. Il faut dire qu'à ma connaissance, il n'existe pas de format pour les odeurs, qui permettrait d'avoir le premier sous-type. Et ce manque de format vient probablement du fait qu'on n'a pas de synthétiseur d'odeurs qui serait capable de rendre le contenu du fichier de manière perceptible par notre odorat. (Trois autres sens sont couverts par image/, audio/ et haptics/ mais on n'a rien non plus pour le goût.)

L'enregistrement d'un nouveau type de média de premier niveau est plutôt rare (le dernier avait été font/ en 2017). Notre RFC introduit le type haptics/, pour les formats de fichier des interfaces haptiques, celles qu'on touche et qui vous touchent (une manette de jeu vidéo à retour d'effort, par exemple).

De telles interfaces se trouvent dans de nombreux secteurs, le jeu vidéo, bien sûr, mais aussi la simulation (simulateurs de vol, par exemple), la robotique, des trucs pour adultes, etc. Contrairement à l'audio et à la vidéo, qui s'affichent directement, l'haptique est une réaction à votre toucher. (Enfin, c'est ce que dit le RFC mais les fauteuils de cinéma haut de gamme qui vous secouent pendant les scènes d'action sont aussi de l'haptique.) Les interfaces haptiques peuvent être mises en œuvre de diverses façons, par exemple des petits moteurs ou des matériaux piézoélectriques.

Il existe divers formats pour représenter des actions haptiques et il est donc nécessaire de les étiqueter proprement pour quand les fichiers voyagent sur l'Internet. Le mécanisme des types de médias est décrit dans le RFC 6838. Il est complété par le RFC 9694 pour la création de nouveaux types de premier niveau, comme haptics/, créé par notre RFC.

On trouve des dispositifs haptiques dans un certain nombre de machines (PlayStation, Switch, etc) et le W3C a une norme pour les vibrations (et même deux).

À noter que les données haptiques peuvent être combinées avec des données audio et vidéo, par exemple pour une simulation plus réussie. La norme ISOBMFF (ISO 14496) est un exemple mais on trouve aussi des instructions haptiques transportées, par exemple, dans RTP. Je n'ai pas 216 francs suisses pour vérifier mais le RFC dit que la première mention d'un type de médias haptics/ vient de cette norme ISO. On pourra donc avoir, par exemple, dans le futur, haptics/mp4.

haptics/ ne concerne pas que le toucher au sens strict. Outre les effects tactiles, il y a aussi la kinésthésique (des forces plus importantes), la friction, l'utilisation de sons qu'on n'entend pas (par exemple ultrasons) mais qui ont quand même un effet sur le corps et même la température. Vous voyez que cela ne pouvait pas rentrer dans audio/ ou video/.

Il existe déjà plusieurs formats pour les données haptiques :

• IVS que l'on trouve chez certains fournisseurs d'ordiphones,
• hjif (norme ISO 23090),
• hmpg (norme ISO 23090),
• AHAP, d'origine Apple,
• Une extension d'origine Google à Ogg,
• HAPT, qui semble surtout utilisé au Japon,
• IEEE 1918 (126 dollars étatsuniens, l'IEEE est moins chère que l'ISO) ,
• Et j'en oublie…

Les trois premiers ont déjà été mis dans le registre : haptics/ivs, haptics/hjif et haptics/hmpg.

Le type application/ aurait pu convenir mais haptics/ est plus spécifique et, surtout, ce sont des données, pas du code. En parlant de cela, la section 3 du RFC détaille quelques points de sécurité. Outre les problèmes classiques d'analyser des données venues de l'extérieur (les formats complexes mènent souvent à des failles de sécurité dans l'analyseur), les actuateurs peuvent être dangereux (un actuateur thermique qui brûle, un actuateur à retour de force qui brutalise) et il ne faut donc pas exécuter aveuglément toutes les instructions que contient un fichier de type haptics/.

Successeur du RFC 6855, voici la normalisation de la gestion d'Unicode par le protocole IMAP (dans sa version 4rev1) d'accès aux boîtes aux lettres.

Normalisé dans le RFC 3501, IMAP version 4rev1 permet d'accéder à des boîtes aux lettres situées sur un serveur distant. Ces boîtes peuvent avoir des noms en Unicode, les utilisateurs peuvent utiliser Unicode pour se nommer et les adresses gérées peuvent être en Unicode. L'encodage utilisé est UTF-8 (RFC 3629). C'est donc une des composantes d'un courrier électronique complètement international (RFC 6530). (Il existe un RFC équivalent pour POP le RFC 6856. Pour IMAP 4rev2, normalisé dans le RFC 9051, UTF-8 est prévu dès le début.)

Tout commence par la possibilité d'indiquer le support d'UTF-8. Un serveur IMAP, à l'ouverture de la connexion, indique les extensions d'IMAP qu'il gère et notre RFC normalise UTF8=ACCEPT (section 3). En l'utilisant, le serveur proclame qu'il sait faire de l'UTF-8. Par le biais de l'extension ENABLE (RFC 5161), le client peut à son tour indiquer qu'il va utiliser UTF-8. Une fois que cela sera fait, client et serveur pourront faire de l'IMAP UTF-8. Cette section 3 détaille la représentation des chaînes de caractères UTF-8 sur le réseau.

Les nouvelles capacités sont toutes décrites dans la section 10 et enregistrées dans le registre IANA.

On peut donc avoir des boîtes aux lettres qui ne peuvent être manipulées qu'en UTF-8. Les noms de ces boîtes doivent se limiter au profil « Net-Unicode » décrit dans le RFC 5198, avec une restriction supplémentaire : pas de caractères de contrôle.

Il n'y a bien sûr pas que les boîtes, il y a aussi les noms d'utilisateurs qui peuvent être en Unicode, et la section 5 spécifie ce point. Elle note que le serveur IMAP s'appuie souvent sur un système d'authentification externe (comme /etc/passwd sur Unix) et que, de toute façon, ce système n'est pas forcément UTF-8. Prudence, donc.

Aujourd'hui, encore rares sont les serveurs IMAP qui gèrent l'UTF-8. Mais, dans le futur, on peut espérer que l'internationalisation devienne la norme et la limitation à US-ASCII l'exception. Pour cet avenir radieux, la section 7 du RFC prévoit une capacité UTF8=ONLY. Si le serveur l'annonce, cela indique qu'il ne gère plus l'ASCII seul, que tout est forcément en UTF-8.

Outre les noms des boîtes et ceux des utilisateurs, cette norme IMAP UTF-8 permet à un serveur de stocker et de distribuer des messages dont les en-têtes sont en UTF-8, comme le prévoit le RFC 6532.

La section 8 expose le problème général des clients IMAP très anciens. Un serveur peut savoir si le client accepte UTF-8 ou pas (par le biais de l'extension ENABLE) mais, si le client ne l'accepte pas, que peut faire le serveur ? Le courrier électronique étant asynchrone, l'expéditeur ne savait pas, au moment de l'envoi si tous les composants, côté réception, étaient bien UTF-8. Le RFC n'impose pas une solution unique. Le serveur peut dissimuler le message problématique au client archaïque. Il peut générer un message d'erreur. Ou il peut créer un substitut, un ersatz du message originel, en utilisant les algorithmes du RFC 6857 ou du RFC 6858. Ce ne sera pas parfait, loin de là. Par exemple, de tels messages « de repli » auront certainement des signatures invalides. Et, s'ils sont lus par des logiciels différents (ce qui est un des avantages d'IMAP), certains gérant l'Unicode et d'autres pas, l'utilisateur sera probablement très surpris de ne pas voir le même message, par exemple entre son client traditionnel et depuis son webmail. C'est affreux, mais inévitable : bien des solutions ont été proposées, discutées et même décrites dans des RFC (RFC 5504) mais aucune d'idéale n'a été trouvée.

Je n'ai pas testé les implémentations en logiciel libre mais, apparemment, la bibliothèque standard de Python est déjà conforme à ce RFC (cherchez "UTF" dans la documentation), ainsi que celle de Java. Si vous connaissez des utilisateurices du courrier électronique en Unicode, demandez leur quel serveur IMAP ielles utilisent.

Le résumé des différences (peu importantes) avec son prédécesseur, le RFC 6855 est dans l'annexe B. UTF8=APPEND disparait, et FETCH BODYSTRUCTURE voit sa sémantique modifiée.

Ce nouveau champ de l'en-tête HTTP sert à indiquer que la ressource demande va être (ou a été) abandonné et qu'il faut penser à migrer. Il sert surtout pour les API HTTP.

(Et si vous ne savez pas ce qu'est une ressource, dans le monde HTTP, voyez la section 3.1 du RFC 9110.)

L'idée de ce champ est de permettre aux clients HTTP d'être informés, de préférence à l'avance, du fait qu'une ressource est considérée comme abandonnée et qu'ils devraient donc aller voir ailleurs. Par exemple, si on a une API avec une fonction d'URL https://api.example.com/v1/dosomething et que cette fonction est finalement jugée inutile, on pourra faire en sorte que tout appel à cet URL renvoie un champ Deprecation: dans l'en-tête, que les clients HTTP comprendront. (Ce champ a été ajouté dans le registre des champs de l'en-tête HTTP.) Deprecation: est juste une information, la ressource continue à fonctionner.

Un exemple est disponible sur ce blog (je n'en ai pas trouvé de « vraies »), qui a quelques API :

% curl -i https://www.bortzmeyer.org/apps/limit    
HTTP/1.1 200 OK
Date: Sat, 22 Feb 2025 15:50:23 GMT
Server: Apache/2.4.62 (Debian)
Deprecation: @2147483648
Link: <https://www.bortzmeyer.org/9745.html>; rel="deprecation"; type="text/html"
Content-Type: text/plain

Will be deprecated on 2038-01-19T03:14:08Z.

  

Que veut dire « @2147483648 » ? Le champ Deprecation: indique le nombre de secondes depuis l'epoch Unix. La commande GNU date vous permet de voir facilement cet instant :

% date --date=@2147483648
mar. 19 janv. 2038 03:14:08 UTC
  

C'est, dans cet exemple, au moment de la bogue de 2038 que cette ressource ne sera plus maintenue. La syntaxe utilisée est celle des objets de type Date des champs HTTP structurés (RFC 9651, section 3.3.7). D'ailleurs, cette question de syntaxe avait fait l'objet d'une intéressante discussion à l'IETF, d'autres champs HTTP, comme Sunset:, mentionné plus loin, utilisent une autre syntaxe pour les dates. Et vous trouverez, par exemple sur Stack Overflow, d'innombrables articles qui utilisent pour le champ Deprecation:, la syntaxe qui avait été initialement proposée (et qui était la même que celle de Sunset:).

Cette indication d'un futur abandon ne s'applique qu'à la ressource demandée. Si vous retirez un ensemble de ressources (par exemple votre API avait plusieurs ressources commençant par https://api.example.com/v1/ et désormais vous êtes passé à une nouvelle version, avec le préfixe https://api.example.com/v2/), vous devrez le spécifier dans la documentation associée (continuez la lecture, on va parler de cette documentation).

Vous avez sans doute remarqué dans l'exemple plus haut le champ Link:. Il sert à donner des détails, sous forme d'un URL où vous trouverez davantage d'informations. Au passage, le moment indiqué dans le champ Deprecation: peut être dans le passé indiquant que, quoi que la ressource fonctionne encore, elle est déjà considérée comme abandonnée (et donc sans doute plus maintenue). Les liens sont normalisés dans le RFC 8288 et le type de lien deprecation est désormais dans le registre des types de liens.

Arrivés à ce stade, si vous connaissez bien HTTP, vous vous demandez sans doute « Et Sunset: (RFC 8594), alors, il sert à quoi ? » Je dois dire qu'il n'est pas évident d'expliquer pourquoi les deux existent, mais notez quand même que Deprecation: est toujours plus tôt que Sunset:, qui représente donc la fin effective (Deprecation: pouvant être simplement une reclassification de la ressource, sans qu'elle cesse de fonctionner). Un exemple donné par le RFC :

Deprecation: @1688169599
Sunset: Sun, 30 Jun 2024 23:59:59 UTC   
  

Dans cet exemple, la ressource cesse d'être officiellement disponible le 1 juillet 2023 mais n'est réellement retirée que le 30 juin 2024. Après cette deuxième date, on peut supposer qu'à cet URL, on récupèrera un code de retour 404 ou, mieux, 410 (RFC 9110, section 15.5.11).

Quelques articles qui peuvent être utiles lors d'une stratégie de retrait d'une ressource :

• Je vous recommande la lecture de « API Lifecycle, Versioning, and Deprecation ». Notez que la solution qu'il propose pour indiquer le futur retrait d'une API n'utilisait pas encore la syntaxe de ce RFC, qui est venu après, mais les concepts sont les mêmes.
• « How to deprecate an entire API in OpenAPI? » sur Stack Overflow,
• « The right way to turn off your old APIs » (attention, il utilise l'ancienne syntaxe pour exprimer la date d'abandon).

Et le champ Expires: (RFC 9111, section 5.3) ? Rien à voir, Expires: concerne le contenu, mais l'URL reste stable et fonctionnel.

Un petit mot sur la sécurité (section 7 du RFC). Le champ Deprecation: n'est qu'une indication et il ne faut sans doute pas agir automatiquement sur la base de ce champ. Toujours vérifier la documentation !

Pour traiter ce champ, ainsi que le Sunset: du RFC 8594, regardez ce script Python. Quelques exemples d'utilisation dans le monde :

• L'entreprise de mode Zalando a un guide de la conception d'API qui recommande ce champ.
• La mise en œuvre dans la bibliothèque Requests a été discutée mais le consensus a plutôt été que c'était à l'application utilisatrice de gérer cela.
• Mon client pour l'API RIPE Atlas, Blaeu, a ce code pour tester si l'API utilisée ne va pas être abandonnée, tiré de l'exemple Python cité plus haut.
• Et bien plus encore qui ont le concept mais avec une autre syntaxe, choisie avant ce RFC.

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 pour les 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 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'ils 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, l'équité (ou 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. L'équité 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 l'équité ne concerne pas que les flux utilisant tous le même algorithme de contrôle 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). Les algorithmes du nouveau protocole doivent être étudiés en s'assurant qu'ils ne vont pas dégrader la situation, et ne pas supposer que le protocole 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 applications « 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 difficile, 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 différents 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 leur 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).