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Un nouveau RFC pour Big Brother : quand un FAI veut savoir quel abonné utilisait telle adresse IP à tel moment, c'est simple, non, il lui suffit de regarder les journaux du système d'allocation d'adresses ? En fait, non, c'est simple en théorie, mais cela a beaucoup été compliqué par le développement du partage d'adresses, dont l'exemple le plus connu est le CGN. Si la police ou les ayants-droit disent à un FAI « on voudrait savoir qui utilisait 192.0.2.199 le mercredi 24 décembre à 08:20 », le FAI va se rendre compte que des dizaines d'abonnés utilisaient cette adresse IP à ce moment. Trouver l'abonné exact va nécessiter d'examiner d'énormes journaux. Ce RFC propose donc une méthode pour réduire la taille de ces journaux, en attribuant les ports du CGN de manière partiellement déterministe. L'examen des journaux pourra donc être plus efficace et on trouvera plus vite le méchant abonné qui a osé commettre des délits impardonnables, comme de partager des œuvres culturelles.

Le problème de l'identification d'un abonné précis, en présence de partage d'adresses IP est difficile. (Cela concerne IPv4 seulement car IPv6 n'a pas ce problème et son déploiement natif complet résoudrait le problème pour moins cher - cf. RFC 7021 ; mais, comme disaient les Shadoks, « pourquoi faire simple quand on peut faire compliqué ? ») Je recommande fortement la lecture du RFC 6269 pour en saisir tous les aspects. Notez déjà un point important : si on n'a pas noté, au moment de l'observation du comportement illégal, non seulement l'adresse IP source, mais également le port source, on n'a guère de chance de remonter jusqu'à un abonné individuel, dès qu'il y a utilisation du CGN. Un premier pré-requis est donc que les serveurs journalisent le port source (comme demandé par le RFC 6302) et que les systèmes d'observation du réseau enregistrent ce port. Ensuite, muni de l'adresse IP source, du port source, et d'une heure exacte (ce qui suppose que tout le monde utilise NTP ou équivalent, cf. RFC 6269, section 12), on peut aller voir le FAI et lui poser la question « on voudrait savoir qui utilisait 192.0.2.199:5347 le mercredi 24 décembre à 08:20 » (notez la nouveauté, la mention du port, ici 5347). Si le FAI alloue dynamiquement adresses et ports en sortie, et journalise ces allocations, il lui « suffira » de faire un grep dans les journaux pour donner la réponse. Mais, et ce mais est à l'origine de notre nouveau RFC, ces journaux peuvent être de très grande taille.

Le partage massif d'adresses, tel que pratiqué dans les CGN, est motivé par l'épuisement des stocks d'adresses IPv4. Plusieurs RFC décrivent des variantes du concept de CGN (RFC 6264, RFC 6333...) mais tous ont un point commun : une adresse IP est partagée, non pas seulement entre les membres d'un même foyer, mais entre des abonnés d'un même FAI, abonnés qui ne se connaissent pas, et ne forment pas légalement une entité unique. Pas question donc, dans un état de droit, de punir tous les utilisateurs de 192.0.2.199 parce que l'un d'entre eux a fait quelque chose d'illégal, comme de distribuer des fichiers pris dans l'entreprise qui pirate les ordinateurs de ses clients.

A priori, l'information sur qui utilisait quel couple {adresse, port} à un moment donné est connue du CGN. Il l'enregistre, quelque chose du genre (syntaxe imaginaire) :

2014-12-24T08:20:00 Outgoing connection from 10.4.8.2:6234, allocate 192.0.2.199:5347
2014-12-24T08:21:15 192.0.2.199:5347 is now free (used for 10.4.8.2:6234)

Le FAI sait donc que l'adresse interne correspondant à 192.0.2.199:5347 était 10.4.8.2 et il peut alors consulter son plan d'adressage interne pour savoir de quel abonné il s'agit (ou bien consulter un autre journal si ces adresses internes sont elle-mêmes dynamiques). Au fait, si vous voulez un exemple réel des journaux d'un routeur CGN, voici un extrait de la documentation de Juniper :

Jun 28 15:29:20 cypher (FPC Slot 5, PIC Slot 0) {sset2}[FWNAT]: ASP_SFW_CREATE_ACCEPT_FLOW: proto 6 (TCP) application: any, ge-1/3/5.0:10.0.0.1:8856 -> 128.0.0.2:80, creating forward or watch flow ; source address and port translate to 129.0.0.1:1028 
Jun 28 15:29:23 cypher (FPC Slot 5, PIC Slot 0) {sset2}[FWNAT]:ASP_NAT_POOL_RELEASE: natpool release 129.0.0.1:1028[1] 

Comme dans mon exemple imaginaire, on y voit que deux entrées sont enregistrées, pour l'allocation du port et pour sa libération (sur les routeurs A10, on peut configurer séparement les formats de journalisation pour ces deux événements, avec les mots-clés fixed-nat-allocated et fixed-nat-freed).

Mais quelle est la taille de ces journaux de ces CGN ? L'expérience montre des tailles de 150 à 175 octets par entrée, ce qui est la taille de mon exemple imaginaire ci-dessus, qui journalise en mode texte (cela peut bien sûr se faire de manière structurée dans une base de données, ou bien cela peut se comprimer, les journaux texte se réduisent facilement d'un facteur 2 ou 3 à la compression). Mais à quelle rythme les entrées sont-elles créées ? Il ne semble pas y avoir beaucoup d'études précises sur ce sujet mais des observations chez des FAI états-uniens indiquent des moyennes par abonné autour de 33 000 connexions par jour. Cela ferait plus de 5 mégaoctets par jour et par abonné. Avec un million d'abonnés, le FAI devrait stocker 150 téraoctets par mois. Et il faut la capacité d'acheminer ces journaux : avec seulement 50 000 abonnés, il faut dédier 23 Mb/s entre le routeur CGN et le serveur de journalisation.

Et, une fois stockées les données, il reste à les fouiller. Il faut trouver deux évenements (le début de l'allocation et sa fin) au milieu de ces énormes fichiers, ce qui va prendre du temps.

Une solution élégante, préconisée par notre RFC, est d'avoir un mécanisme déterministe d'allocation des ports en sortie, de manière à ne pas avoir à journaliser l'allocation. Il suffira alors de faire tourner l'algorithme à l'envers pour savoir qui avait tel couple {adresse IP publique, port}.

Quelle est la dynamique d'allocation des ports ? Même si un abonné utilise des milliers de connexions par jour, à un instant donné, sa consommation est bien plus faible. Si le rapport entre le nombre d'abonnés et le nombre d'adresses IP publiques est faible (mettons de l'ordre de 10), chaque abonné pourra utiliser des milliers de ports sans gêner les autres. On peut donc allouer des intervalles entiers de ports, sans avoir besoin de journaliser chaque allocation d'un port donné. Il « suffit » donc d'avoir une fonction déterministe, qui associe à chaque adresse IP interne une adresse IP externe et un intervalle de ports externes. Un exemple trivial d'une telle fonction serait l'allocation de l'intervalle 1024-2999 au premier (dans l'ordre des adresses IP internes) abonné, de 3000-4999 au deuxième, etc. Lorsqu'on a épuisé les numéros de port, on passe à la deuxième adresse IP publique et on recommence. En sens inverse, lorsqu'on recevra la requête « qui utiisait 192.0.2.1:4219 le mercredi 24 décembre à 08:20 ? », on saura, sans consulter le journal, que c'était le deuxième de nos abonnés (deuxième intervalle de ports de la première adresse publique). Cette fonction n'est qu'un exemple, la décision d'utiliser telle ou telle méthode est une décision purement locale. (Attention à ne pas allouer les ports séquentiellement dans l'intervalle donné, afin de limiter les risques pour la vie privée de l'abonné. La section 5 du RFC détaille ce risque pour la vie privée, et suggère des mesures.)

Pour cela, le routeur CGN a besoin de connaitre la liste des adresses internes (avec certains CGN comme DS-Lite, technique de coexistence temporaire IPv4/IPv6, ce seront des adresses IPv6, cf. la section 4 de notre RFC), celles des adresses externes disponibles pour sa fonction de CGN, le nombre total d'abonnés (pour calculer le rapport avec le nombre d'adresses publiques), le nombre de ports par utilisateur, la liste des ports à ne pas utiliser, et, bien sûr, la fonction déterministe de correspondance entre une adresse interne et un couple {adresse externe, port externe}. Parmi les fonctions possibles :

• Allocation séquentielle (comme dans l'exemple proposée plus haut, ou dans l'exemple plus détaillé de la section 2.3 du RFC),
• Entrelacement : si on a un facteur de 10 entre le nombre d'abonnés et le nombre d'adresses publiques, on alloue à chaque abonné un port sur dix. Le premier abonné a les ports 1024, 1034, 1044, etc,le deuxième 1025, 1035, etc,
• Alternance sur l'adresse : un abonné utilise toujours le même port externe mais avec une adresse IP publique différente par connexion. Cela ne marche que si on a autant d'adresses IP publiques que de connexions par abonné mais cela simplifie beaucoup la recherche,
• Méthode cryptographique, inspirée de la section 2.2 du RFC 6431 : on chiffre une concaténation d'une clé et d'autres informations et le résultat chiffré nous donne le port externe à utiliser. Attention, il faudra la clé pour inverser la fonction et donc retrouver l'abonné, il ne faut pas la jeter si on veut pouvoir répondre à des demandes concernant un passé un peu lointain, alors que les clés ont été changées.

Outre les ports « système » (RFC 6335), exclus de l'allocation, il est prudent de garder en réserve un intervalle de ports pour des allocations dynamiques traditionnelles, avec journalisation de l'allocation. Cela permet, par exemple, de gérer les utilisateurs avancés qui utilisent tellement de connexions sortantes qu'ils épuisent l'intervalle des ports. Avec cette réserve, on pourra toujours les satisfaire. Il faudra certes enregistrer ces allocations mais on aura quand même gagné en taille, en ne journalisant que moins d'information.

Comme on n'a rien sans rien, la plupart des méthodes d'allocation déterministe sont moins « efficaces » qu'une allocation purement dynamique, au sens où elles sous-utilisent les ports (pour les utilisateurs peu gourmands). En outre, elles imposent davantage de travail aux équipes opérationnelles (choix d'un algorithme, réglage de ses paramètres...). D'autre part, il ne faut pas s'imaginer qu'un CGN dissimule sérieusement l'abonné final, l'algorithme d'allocation des ports peut toujours être rétroingénierié (cf. section 6, sur la sécurité).

À noter qu'il faut aussi, pour que tout se passe bien, noter la configuration du CGN et ses éventuels changements. Pas question d'appliquer l'algorithme d'aujourd'hui à une requête judiciaire qui concernerait le mois précédent, si l'algorithme ou ses paramètres ont changé. Il faut donc que le routeur CGN journalise également les changements de paramètres (comme le nombre de ports par abonné).

La plupart des RFC contenant une grammaire formelle pour un format ou un protocole, utilisent le langage ABNF, normalisé dans le RFC 5234. Une des particularités d'ABNF, qui agace beaucoup de monde depuis le début, est le fait que les chaînes de caractères sont forcément insensibles à la casse. Si on veut les rendre sensibles à la casse, ce qui est une demande assez fréquente, il faut utiliser des trucs plus ou moins propres. D'où ce nouveau RFC qui fait sauter l'obstacle en permettant enfin d'indiquer qu'une chaîne de caractères est sensible à la casse.

Voici un exemple tiré du RFC 7208, qui décrit SPF :

mx  = "mx"     [ ":" domain-spec ] [ dual-cidr-length ]

Du fait de l'insensibilité à la casse, un enregistrement SPF peut inclure mx:example.net/26 mais aussi mX:example.net/26, MX:example.net/26 ou Mx:example.net/26. Ce comportement est souvent raisonnable mais, dans certains cas, il ne convient pas et on ne peut plus alors utiliser des chaînes de caractères, il faut (RFC 5234, section 2.3), indiquer explicitement les valeurs numériques de chaque caractère. Par exemple, dans le RFC 4997, les identificateurs sont forcément en majuscule et le littéral THIS doit donc être défini par :

   THIS         = %d84.72.73.83

Si on l'avait défini :

   THIS         = "THIS"

alors, il aurait pu être écrit en minuscules ou en mixte.

Donc, désormais, la règle est que les chaînes de caractères en ABNF peuvent être précédées de %i pour indiquer qu'elles sont insensibles à la casse ou %s pour dire qu'elles ne le sont pas. Comme %i est la valeur par défaut (pour préserver la compatibilité), elle sera souvent omise. La définition du RFC 4997 plus haut aurait donc pu être :

   THIS         = %s"THIS"

À ma connaissance, les différents outils ABNF en http://tools.ietf.org/ n'ont pas encore fait l'objet d'un examen systématique pour déterminer s'ils intégraient la nouvelle norme.

Quand on parle de performances sur l'Internet, on se focalise souvent exclusivement sur la capacité du réseau. C'est, par exemple, l'argument quasi-exclusif des FAI : « Avec la fibre Machin, passez à la vitesse supérieure, XXX Mb/s ». Mais un autre facteur de la qualité de l'expérience utilisateur est la latence, à savoir le temps qu'il faut attendre pour recevoir une réponse. Par exemple, pour accéder à une page Web, avant même d'envoyer le premier octet « utile », il faut réaliser une « triple poignée de mains » (RFC 793, section 3.4) avec le serveur, pour établir la connexion, et cette poignée de mains nécessite pas moins de trois paquets, donc il faudra attendre trois fois le temps d'un aller simple, avant de pouvoir foncer et envoyer les images de chats (ou de loutres). Ce nouveau RFC, encore officiellement expérimental, mais déjà largement déployé, vise à raccourcir ce délai d'ouverture d'une connexion avec le serveur.

L'idée est ancienne (on la trouve par exemple dans le système T/TCP du RFC 1644, et dans les autres systèmes résumés en section 8) mais le problème est plus difficile à résoudre qu'il n'en a l'air, notamment si on veut garder un bon niveau de sécurité (le problème qui a tué T/TCP). L'idée est ancienne, car devoir attendre trois voyages avant de pouvoir envoyer les données contribue sérieusement à la latence d'applications comme le Web. Si le serveur est à 100 ms de distance, on attendra au moins 300 ms avant que des données ne commencent le voyage. Et, contrairement à la capacité, la latence ne s'améliore pas avec le temps et les progrès de l'électronique. Des mesures faites sur Chrome montre que la triple poignée de mains de TCP est responsable de 25 % de la latence moyenne des requêtes HTTP. Il existe des solutions pour certaines applications. Par exemple, pour HTTP, on peut utiliser les connexions persistantes (RFC 7230, section 6.3). L'établissement de ces connexions prendra autant de temps qu'avant mais ce « coût » ne sera payé qu'une fois : les requêtes/réponses ultérieures avec le même serveur HTTP réutiliseront la connexion TCP existante (et, si elles ne viennent pas, la connexion finit par être coupée, par exemple au bout de cinq minutes pour Chrome). Le problème est que ces connexions persistantes ne sont pas assez répandues. Les mesures des auteurs du RFC (Radhakrishnan, S., Cheng, Y., Chu, J., Jain, A., Raghavan, B., « TCP Fast Open », Proceedings of 7th ACM CoNEXT Conference, 2011) montrent que 35 % des requêtes nécessitent la création d'une nouvelle connexion TCP. Il serait agréable de pouvoir accélérer ces créations. La triple poignée de mains prend trois paquets, SYN (du client vers le serveur), SYN + ACK (du serveur vers le client) et ACK (du client vers le serveur). Les données ne voyagent qu'après. L'idée de base de TCP Fast Open (TFO), technique venant de chez Google, est de mettre les données dès le premier paquet SYN du client.

Le plus drôle est que le TCP original n'interdit pas de mettre des données dans le paquet SYN (section 2 de notre RFC). Bien au contraire, c'est explicitement autorisé par la section 3.4 du RFC 793 (« Although these examples do not show connection synchronization using data-carrying segments, this is perfectly legitimate [...] »). Mais avec une grosse restriction, que les données ne soient délivrées au serveur d'applications qu'une fois la triple poignée de mains terminée, ce qui en supprime l'intérêt. Cette règle a pour but d'éviter que des données soient envoyées deux fois (le paquet SYN peut être perdu et retransmis). Les variantes de TCP qui ont essayé d'optimiser le temps d'ouverture de connexion ont en général choisi de sacrifier de la sécurité, afin de maintenir la sémantique de TCP, ce qui n'est en général pas considéré comme acceptable de nos jours (RFC 7414). TCP Fast Open sacrifie, lui, la non-duplication des données : un serveur Fast Open peut, dans certains cas (par exemple si le serveur a redémarré entre les deux SYN), recevoir deux fois les mêmes données envoyées dans un paquet SYN. Ce n'est pas toujours si dramatique que ça en a l'air. Pour HTTP, le premier paquet de données du client sera sans doute un GET /something HTTP/1.1 et cette requête peut être effectuée deux fois sans conséquences graves. Première chose à retenir, donc, sur Fast Open : il ne convient pas à toutes les applications. TCP Fast Open est juste un compromis. Les systèmes ne doivent donc pas l'activer par défaut (les exemples plus loin montrent comment un programme Unix peut activer explicitement Fast Open). La section 4.2 insistera sur ce point.

Et la sécurité ? Le TCP normal présente une vulnérabilité : les paquets SYN n'ayant aucune forme d'authentification, un attaquant peut, en trichant sur son adresse IP, envoyer des paquets SYN sans révéler son identité et ces paquets, s'ils sont assez abondants, peuvent remplir la file d'attente du serveur (attaque dite « SYN flood »). C'est encore pire avec Fast Open puisque ces requêtes en attente comprennent des données, et peuvent déclencher l'exécution de commandes complexes (GET /horrible-page-dont-la-génération-nécessite-10000-lignes-de-Java-ou-de-PHP HTTP/1.1...) Les techniques du RFC 4987 ne sont en général pas appliquables à Fast Open. C'est pour cela que Fast Open ajoute un composant essentiel : un petit gâteau (cookie) généré par le serveur et que le client devra transmettre pour bénéficier du Fast Open.

La section 3 décrit en termes généraux le protocole. À la première connexion Fast Open d'une machine vers une autre, le client envoie l'option TCP (pour les options TCP, voir la section 3.1 du RFC 793) 34 TCP Fast Open Cookie (désormais dans le registre IANA mais attention, les mises en œuvre actuelles utilisent souvent la valeur expérimentale précédente) avec un contenu vide. Si le serveur gère Fast Open, il répondra (dans le SYN + ACK) avec un gâteau (cookie), généré par lui et imprévisible. Dans les connexions TCP ultérieures, le client renverra l'option Fast Open Cookie avec le même gâteau. Le serveur le reconnaitra alors. Les requêtes SYN comportant ce gâteau pourront inclure des données, elles seront transmises tout de suite aux applications qui le demandent (et on aura alors du beau TCP Fast Open) et le premier paquet de réponse pourra inclure des données (dans les limites données par le RFC 5681). On voit donc que la première connexion entre deux machines ne bénéficiera pas de Fast Open. Mais toutes les suivantes, oui (sur Linux, le noyau se souviendra du gâteau). Si le serveur ne gère pas cette option, il répond par un SYN + ACK sans l'option, informant ainsi le client qu'il ne doit pas compter sur Fast Open.

Voici, vu avec tcpdump, un exemple d'une session TCP Fast Open d'une machine Debian/Linux (version jessie) vers Google. Le gâteau (32a8b7612cb5ea57) est en mémoire chez le client (les options TCP sont affichées entre crochets, la « nôtre » est exp-tfo) :

20:10:39.920892 IP (tos 0x0, ttl 64, id 6594, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 158)
    106.186.29.14.53598 > 173.194.38.98.80: Flags [S], cksum 0x5c7d (incorrect -> 0x9bd5), seq 1779163941:1779164027, win 29200, options [mss 1460,sackOK,TS val 114031335 ecr 0,nop,wscale 7,exp-tfo cookie 32a8b7612cb5ea57], length 86
20:10:39.923005 IP (tos 0x0, ttl 57, id 3023, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 52)
    173.194.38.98.80 > 106.186.29.14.53598: Flags [S.], cksum 0xae4c (correct), seq 1775907905, ack 1779164028, win 42900, options [mss 1430,nop,nop,sackOK,nop,wscale 6], length 0
20:10:39.923034 IP (tos 0x0, ttl 64, id 6595, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
    106.186.29.14.53598 > 173.194.38.98.80: Flags [.], cksum 0x5c07 (incorrect -> 0x95af), ack 1, win 229, length 0
20:10:39.923462 IP (tos 0x0, ttl 57, id 3024, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 589)
    173.194.38.98.80 > 106.186.29.14.53598: Flags [P.], cksum 0xcdd1 (correct), seq 1:550, ack 1, win 670, length 549
20:10:39.923475 IP (tos 0x0, ttl 57, id 3025, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 40)
    173.194.38.98.80 > 106.186.29.14.53598: Flags [F.], cksum 0x91d0 (correct), seq 550, ack 1, win 670, length 0
20:10:39.923492 IP (tos 0x0, ttl 64, id 6596, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
    106.186.29.14.53598 > 173.194.38.98.80: Flags [.], cksum 0x5c07 (incorrect -> 0x9382), ack 550, win 237, length 0
20:10:39.923690 IP (tos 0x0, ttl 64, id 6597, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
    106.186.29.14.53598 > 173.194.38.98.80: Flags [R.], cksum 0x5c07 (incorrect -> 0x937d), seq 1, ack 551, win 237, length 

Notez la longueur du premier paquet, 86 octets (une requête HTTP), alors qu'elle est normalement nulle, sans Fast Open.

Il y a en tout sept paquets. Sans Fast Open, la même requête HTTP aurait pris deux paquets de plus :

20:11:13.403762 IP (tos 0x0, ttl 64, id 55763, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 60)
    106.186.29.14.42067 > 173.194.38.96.80: Flags [S], cksum 0x5c19 (incorrect -> 0x858c), seq 720239607, win 29200, options [mss 1460,sackOK,TS val 114041380 ecr 0,nop,wscale 7], length 0
20:11:13.405827 IP (tos 0x0, ttl 57, id 7042, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 52)
    173.194.38.96.80 > 106.186.29.14.42067: Flags [S.], cksum 0x5792 (correct), seq 687808390, ack 720239608, win 42900, options [mss 1430,nop,nop,sackOK,nop,wscale 6], length 0
20:11:13.405857 IP (tos 0x0, ttl 64, id 55764, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
    106.186.29.14.42067 > 173.194.38.96.80: Flags [.], cksum 0x5c05 (incorrect -> 0x3ef5), ack 1, win 229, length 0
20:11:13.405915 IP (tos 0x0, ttl 64, id 55765, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 126)
    106.186.29.14.42067 > 173.194.38.96.80: Flags [P.], cksum 0x5c5b (incorrect -> 0xaa0c), seq 1:87, ack 1, win 229, length 86
20:11:13.407979 IP (tos 0x0, ttl 57, id 7043, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 40)
    173.194.38.96.80 > 106.186.29.14.42067: Flags [.], cksum 0x3ce6 (correct), ack 87, win 670, length 0
20:11:13.408456 IP (tos 0x0, ttl 57, id 7044, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 589)
    173.194.38.96.80 > 106.186.29.14.42067: Flags [P.], cksum 0x9cce (correct), seq 1:550, ack 87, win 670, length 549
20:11:13.408469 IP (tos 0x0, ttl 57, id 7045, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 40)
    173.194.38.96.80 > 106.186.29.14.42067: Flags [F.], cksum 0x3ac0 (correct), seq 550, ack 87, win 670, length 0
20:11:13.408498 IP (tos 0x0, ttl 64, id 55766, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
    106.186.29.14.42067 > 173.194.38.96.80: Flags [.], cksum 0x5c05 (incorrect -> 0x3c72), ack 550, win 237, length 0
20:11:13.408720 IP (tos 0x0, ttl 64, id 55767, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 40)
    106.186.29.14.42067 > 173.194.38.96.80: Flags [R.], cksum 0x5c05 (incorrect -> 0x3c6d), seq 87, ack 551, win 237, length ...

Dans cet exemple, le gâteau envoyé par Google était en mémoire. Si ce n'est pas le cas (la machine vient de redémarrer, par exemple), la première requête Fast Open va être une triple poignée de mains classique, les bénéfices de Fast Open ne venant qu'après :

16:53:26.120293 IP (tos 0x0, ttl 64, id 55402, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 64)
    106.186.29.14.57657 > 74.125.226.86.80: Flags [S], cksum 0x07de (incorrect -> 0xc67b), seq 3854071484, win 29200, options [mss 1460,sackOK,TS val 325168854 ecr 0,nop,wscale 6,exp-tfo cookiereq], length 0
16:53:26.121734 IP (tos 0x0, ttl 57, id 16732, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 72)
    74.125.226.86.80 > 106.186.29.14.57657: Flags [S.], cksum 0xb913 (correct), seq 2213928284, ack 3854071485, win 42540, options [mss 1430,sackOK,TS val 2264123457 ecr 325168854,nop,wscale 7,exp-tfo cookie 234720af40598470], length 0

Ici, le client, n'ayant pas de gâteau pour 74.125.226.86, a dû envoyer une option Fast Open vide (et donc pas de données : la longueur de son paquet SYN est nulle). À la deuxième connexion, on a un gâteau, on s'en sert :

16:54:30.200055 IP (tos 0x0, ttl 64, id 351, offset 0, flags [DF], proto TCP (6), length 161)
    106.186.29.14.57659 > 74.125.226.86.80: Flags [S], cksum 0x083f (incorrect -> 0x651d), seq 1662839861:1662839950, win 29200, options [mss 1460,sackOK,TS val 325184874 ecr 0,nop,wscale 6,exp-tfo cookie 234720af40598470], length 89
16:54:30.201529 IP (tos 0x0, ttl 57, id 52873, offset 0, flags [none], proto TCP (6), length 60)
    74.125.226.86.80 > 106.186.29.14.57659: Flags [S.], cksum 0x67e3 (correct), seq 2010131453, ack 1662839951, win 42540, options [mss 1430,sackOK,TS val 2264192396 ecr 325184874,nop,wscale 7], length 0

La section 4 de notre RFC plonge ensuite dans les détails compliqués de TCP Fast Open. Le gâteau est un MAC généré par le serveur et est donc opaque au client. Ce dernier ne fait que le stocker et le renvoyer. L'option Fast Open est simple : juste le code 34, une longueur (qui peut être nulle, par exemple pour un client qui ne s'est pas encore connecté à ce serveur, et qui demande donc un gâteau), et éventuellement le gâteau. Le serveur, lors de la génération du gâteau, va typiquement devoir suivre ces règles :

• Lier le gâteau à l'adresse IP source (pour éviter qu'un attaquant ayant espionné le réseau n'utilise le gâteau d'un autre),
• Utiliser un algorithme de génération imprévisible de l'extérieur (par exemple un générateur aléatoire),
• Aller vite (le but de Fast Open est de diminuer la latence : pas question de faire des heures de calcul cryptographiques compliqués),
• Imposer une date d'expiration au gâteau (soit en changer la clé privée utilisée lors de la génération, soit en incluant une estampille temporelle dans les données qui servent à générer le gâteau).

Un exemple d'algorithme valable (mais rappelez-vous que le gâteau est opaque, le serveur peut donc utiliser l'algorithme qu'il veut) est de chiffrer avec AES l'adresse IP et de changer la clé AES de temps en temps (invalidant ainsi automatiquement les vieux gâteaux). AES étant très rapide, cet algorithme a toutes les propriétés listées plus haut. Pour vérifier un gâteau entrant, le serveur a tout simplement à refaire tourner l'algorithme et voir s'il obtient le même résultat.

Et côté client ? Comme indiqué plus haut, le client doit stocker les gâteaux reçus (sans les comprendre : ils sont opaques pour lui) et les renvoyer lors des connexions suivantes vers le même serveur. Puisqu'on mémorise le gâteau de chaque serveur, on peut en profiter pour mémoriser également le MSS, ce qui indiquera la taille des données qu'on pourra envoyer dans le prochain paquet SYN. (Rappelez-vous que le serveur indique normalement sa MSS dans le SYN + ACK, donc trop tard pour Fast Open.) Mais attention : même si le MSS ainsi mémorisé est grand (supérieur à la MTU, par exemple), ce n'est pas forcément une bonne idée d'envoyer autant de données dans le paquet SYN. Des problèmes comme la fragmentation ou comme les middleboxes ne s'attendant pas à des SYN s'étalant sur plusieurs paquets IP, risquent de diminuer les performances, voire d'empêcher TCP de marcher. Ah, et si on ne connait pas le MSS, on doit se limiter à 536 octets en IPv4 et 1240 en IPv6.

Comme toujours sur l'Internet, lorsqu'on déploie une nouvelle technique, il faut aussi tenir compte des trucs bogués. Si le serveur ne répond pas aux SYN comportant l'option Fast Open, cela peut être parce qu'une stupide middlebox a décidé de jeter ces paquets, qui passeraient sans l'option. Même chose au cas où le serveur n'accuse pas réception des données qui étaient dans le SYN : le client Fast Open doit être prêt à réessayer sans cette option, et à mémoriser que le serveur ne doit pas être utilisé avec Fast Open. (Notez, car le RFC ne le fait pas, que ces incompatibilités, étant typiquement causées par une middlebox et pas par le serveur lui-même, peuvent changer dans le temps, si le routage fait soudain passer par un autre chemin.)

Autre point important lorsqu'on met en œuvre Fast Open : le serveur doit garder une trace en mémoire du nombre de connexions qui ont demandé Fast Open mais n'ont pas encore terminé la triple poignée de mains. Et, au delà d'une certaine limite, le serveur doit refuser de nouvelles connexions Fast Open (en ne renvoyant pas d'option Fast Open dans le SYN + ACK), n'acceptant que le TCP traditionnel. Cette précaution permet de résister à certaines attaques par déni de service.

En parlant d'attaques, la section 5 du RFC se concentre sur la sécurité. L'obligation d'envoyer un gâteau authentique arrête certaines attaques triviales (envoyer paquets SYN avec des données qui vont faire travailler le serveur). Mais d'autres attaques restent possibles. Accrochez-vous, nous allons étudier ce qu'un méchant peut faire contre des serveurs TCP Fast Open.

D'abord, il peut tenter d'épuiser les ressources du serveur en utilisant des gâteaux valides. Où les obtient-il ? Cela peut être en utilisant plein de machines (un botnet). Bien sûr, vous allez me dire, on peut faire des tas d'attaques par déni de service avec un botnet mais, avec Fast Open, les zombies peuvent faire plus de dégâts pour moins cher (ils ne sont pas obligés d'écouter les réponses ni même de les attendre). D'où l'importance de la variable « nombre de connexions Fast Open pas complètement ouvertes » citée plus haut.

On ne peut pas normalement voler des gâteaux à une machine et les utiliser ensuite soi-même puisque le gâteau est (si le serveur a bien fait son boulot) lié à l'adresse IP. Mais ce vol reste possible si plusieurs machines partagent une adresse IP publique (cas du CGN par exemple). Une solution possible serait d'inclure dans le calcul du gâteau, non seulement l'adresse IP mais aussi la valeur d'une option TCP Timestamp.

Fast Open peut aussi en théorie être utilisé dans des attaques par réflexion. Par exemple (mais le RFC indique aussi d'autres méthodes), si l'attaquant contrôle une machine dans le réseau de sa victime, il peut obtenir des gâteaux valables et ensuite, lancer depuis un botnet des tas de connexions Fast Open en usurpant l'adresse IP source de sa victime. Les serveurs Fast Open vont alors renvoyer des données (potentiellement plus grosses que les requêtes, donc fournissant une amplification, chose bien utile pour une attaque par déni de service) à la victime. C'est idiot de la part de l'attaquant de s'en prendre à une machine qu'il contrôle déjà ? Non, car sa vraie victime peut être le réseau qui héberge la machine compromise. Les réponses des serveurs Fast Open arriveront peut-être à saturer la liaison utilisée par ce réseau, et cela en contrôlant juste une machine (soit par piratage, soit par location normale d'une machine chez l'hébergeur qu'on veut attaquer). La seule protection envisagée pour l'instant est de décourager les serveurs d'envoyer les réponses au-delà d'une certaine taille, tant que la triple poignée de mains n'a pas été terminée. Mais cela diminue une partie de l'intérêt de TCP Fast Open.

Bon, fini avec ces tristes questions de sécurité, revenons à la question de l'applicabilité de Fast Open. On a bien dit que Fast Open ne convient pas à tous les cas. Si je suis développeur, dans quels cas mon application a-t-elle raison d'utiliser Fast Open ? D'abord, on a vu que Fast Open fait courir le risque d'une duplication du SYN si le paquet est dupliqué et que le second arrive après que le serveur ait détruit le début de connexion. En pratique, la probabilité d'une telle malchance semble faible. Le RFC ne fournit pas de chiffres précis (voir Jaiswal, S., Iannaccone, G., Diot, C., Kurose, J., Towsley, D., « Measurement and classification of out-of-sequence packets in a tier-1 IP backbone » dans IEEE/ACM Transactions on Networking (TON)). Dans le doute, une application qui ne pourrait pas gérer le cas de données dupliquées ne doit donc pas activer Fast Open (rappelez-vous qu'il ne doit pas non plus l'être par défaut). Comme indiqué plus haut, pour HTTP, un GET ne pose pas de problèmes (les navigateurs Web impatients causent déjà souvent des GET dupliqués, qu'on retrouve dans ses journaux) mais un POST non protégé (par exemple par les requêtes conditionnelles du RFC 7232) a davantage de chances de créer des histoires.

Autre cas où il n'y a pas de problèmes à attendre, celui de TLS. Si le client met le TLS_CLIENT_HELLO dès le SYN, cela n'entraine pas de conséquences fâcheuses si le SYN est dupliqué, et cela fait gagner un RTT sur la poignée de mains de TLS.

Ensuite, même s'il n'a pas de conséquences néfastes, TCP Fast Open n'a pas non plus d'avantages si le temps d'établissement de la connexion est négligeable devant la durée totale de la connexion. Une requête HTTP pour un fichier de petite taille peut sans doute profiter de Fast Open, mais pas le transfert d'une énorme vidéo.

On a parlé plus haut des connexions HTTP persistantes (RFC 7230). TCP Fast Open est-il utile lorsqu'on a ces connexions persistantes ? Oui, répond notre RFC. L'étude de Radhakrishnan, S., Cheng, Y., Chu, J., Jain, A. et Raghavan, B. citée plus haut, ainsi que celle d'Al-Fares, M., Elmeleegy, K., Reed, B. et Gashinsky, I., « Overclocking the Yahoo! CDN for Faster Web Page Loads » (dans Proceedings of Internet Measurement Conference , novembre 2011), montrent que le nombre moyen de transactions HTTP par connexion TCP n'est que de 2 à 4, alors même que ces connexions restent ouvertes plusieurs minutes, ce qui dépasse normalement le temps de réflexion d'un être humain. Les mesures effectuées sur Chrome (qui garde les connexions de 5 à 10 minutes) ne voyaient que 3,3 requêtes HTTP par connexion. Faudrait-il allonger cette durée pendant laquelle les connexions persistent ? Cela entrainerait d'autres problèmes, par exemple avec les routeurs NAT qui, en violation du RFC 5382, coupent automatiquement les connexions bien avant la limite de deux heures demandée par le RFC (voir les études de Haetoenen, S., Nyrhinen, A., Eggert, L., Strowes, S., Sarolahti, P. et Kojo., M., « An Experimental Study of Home Gateway Characteristics » dans les Proceedings of Internet Measurement Conference, octobre 2010 ainsi que de Wang, Z., Qian, Z., Xu, Q., Mao, Z. et Zhang, M., « An Untold Story of Middleboxes in Cellular Networks » dans Proceedings of SIGCOMM, août 2011). Envoyer des keepalives TCP résoudrait ce problème mais serait une sérieuse source de consommation électrique pour les machines fonctionnant sur batteries. On voit même le phénomène inverse, les navigateurs Web conçus pour les équipements mobiles qui se mettent à couper les connexions HTTP persistantes plus tôt (Souders, S., « Making A Mobile Connection »).

Ce RFC sur TCP Fast Open a le statut « expérimental ». Qu'est-ce qu'on doit encore étudier et mesurer pour être sûr que Fast Open marche bien ? D'abord, quel est le pourcentage exact de chemins sur l'Internet où les paquets TCP ayant des options inconnues sont jetés ? Pas mal de middleboxes stoppent stupidement tout ce qu'elles ne comprennent pas (Medina, A., Allman, M., and S. Floyd, « Measuring Interactions Between Transport Protocols and Middleboxes » dans Proceedings of Internet Measurement Conference en octobre 2004). Une option nouvelle, comme Fast Open, pourrait donc avoir du mal à percer. Des mesures semblent indiquer que 6 % des chemins Internet seraient dans ce cas (Langley, A, « Probing the viability of TCP extensions » ou bien Honda, M., Nishida, Y., Raiciu, C., Greenhalgh, A., Handley, M. et Tokuda, H., « Is it Still Possible to Extend TCP? » dans Proceedings of Internet Measurement Conference en novembre 2011). TCP Fast Open réagit à ce problème en réessayant sans l'option (comme le font les résolveurs DNS quand ils n'obtiennent pas de réponse lorsque les requêtes sont envoyées avec EDNS).

Autre sujet de recherche intéressant, les liens avec la congestion. Normalement, Fast Open ne modifie pas les algorithmes qui tentent d'éviter la congestion mais il peut y avoir des cas subtils où Fast Open ne peut pas suivre ces algorithmes (données déjà envoyées avant que les pertes ne soient détectées).

TCP Fast Open impose actuellement l'usage d'un gâteau pour détecter les méchants qui tricheraient sur leur adresse IP source. Mais pour certains serveurs qui n'assurent que des tâches simples et idempotentes (le RFC prend l'exemple d'un serveur HTTP qui ne ferait que des redirections), la protection fournie par le gâteau est peut-être inutile et on pourrait faire des économies en s'en passant (l'expérience du DNS, qui est aussi requête/réponse, me rend personnellement sceptique sur ce point). Ou bien le serveur pourrait s'en passer par défaut, et basculer en Fast Open avec gâteau s'il détecte une attaque par déni de service en cours ? Bref, il y a encore des sujets ouverts.

La section 8 rappelle les travaux qui avaient précédé Fast Open. Il y a bien sûr T/TCP, déjà cité, qui avait trébuché sur les problèmes de sécurité. Une autre solution pour TCP est le TCPCT du RFC 6013 (désormais abandonné, cf. RFC 7805). Mais il y a aussi les solutions dans les applications comme « preconnect ».

Sinon, si vous voulez de la lecture sur Fast Open, il y a une bonne explication dans Linux Weekly News, avec des détails sur son utilisation dans les programmes.

À propos de programmes, et les mises en œuvre ? TCP Fast Open existe dans le navigateur Chrome, ainsi que dans le noyau Linux, depuis la version 3.7 (3.16 seulement pour IPv6). Une Debian en version « jessie » permet donc de tester. Une API possible figure en annexe A du RFC. Du côté serveur, il faut, après avoir créé une socket : setsockopt(sfd, SOL_TCP, TCP_FASTOPEN, &qlen, sizeof(qlen)); C'est plus compliqué sur le client (il faudrait envoyer des données dans le connect() ou bien utiliser sendto() ou encore une option de la socket). Le programme client-http-tcp-fastopen.c montre un simple client HTTP utilisant Fast Open. C'est avec lui qu'ont été obtenues les traces montrées plus haut (le pcap complet est sur pcapr ; il utilise une valeur expérimentale pour l'option et pas la valeur standard de 34).

Une lecture pour finir : la présentation « Network Support for TCP Fast Open (NANOG 67) ».

Merci à Alexis La Goutte pour ses remarques.

Il existe des applications de communication (de téléphonie, par exemple), qui indiquent la localisation de l'appelant, et cette localisation est cruciale lorsque il s'agit d'appels d'urgence, par exemple aux pompiers ou à la police, ou, moins dramatique, d'assistance routière (« ma voiture est en panne et je ne sais pas exactement où je suis », comme cela m'est arrivé sur la N 1 ce mois d'août). Ce nouveau RFC décrit le problème de la sécurité et de la fiabilité de la localisation, ainsi que des solutions pour améliorer cette sécurité et cette fiabilité.

Pour envoyer sa localisation à son correspondant, il y a deux sous-problèmes : 1) déterminer la localisation 2) la transmettre de manière sûre. Pour la téléphonie traditionnelle, la localisation est déterminée par le récepteur à partir du numéro de téléphone présenté. Cela veut dire notamment qu'un faux numéro peut entraîner une mauvaise localisation (cf. RFC 7340 et les autres documents du groupe STIR). Il y a plusieurs mécanismes pour s'assurer du numéro de téléphone comme le rappel (qui permet aussi de confirmer l'urgence, cf. RFC 7090). Mais quand l'appelant est mobile, même lorsqu'on est sûr du numéro de téléphone présenté, le problème n'est pas résolu. Ce RFC se focalise sur les cas où le numéro de téléphone de l'appelant est raisonnablement authentifié mais où il reste des doutes sur la localisation physique de la cible (oui, c'est comme cela qu'on désigne la personne ou l'objet dont on cherche à connaître la localisation). Le mode normal d'obtention de la localisation est de faire appel à un LIS (Location Information Server) qui, connaissant les caractéristiques du réseau utilisé, va l'indiquer à son client. Un malveillant peut faire en sorte qu'une mauvaise localisation soit indiquée de trois façons :

• Changement d'endroit (place shifting), lorsque l'attaquant arrive à placer un faux objet PIDF-LO ( Presence Information Data Format Location Object, voir le RFC 4119). Dans certains cas, il y a une limite à la triche, par exemple l'attaquant peut indiquer une fausse position mais qui doit rester dans la zone couverte par un relais donné.
• Changement de moment (time shifting), où l'attaquant réussit à ré-utiliser une information de localisation qui était vraie dans le passé, mais ne l'est plus.
• Vol de localisation (location theft), lorsque on présente un objet de localisation qui est correct et valide mais concerne une autre personne.

La première façon est la plus puissante, mais n'est pas toujours accessible aux attaquants.

Pour comprendre complètement le problème, il faut aussi connaître l'architecture des services d'urgence (section 1.2) sur l'Internet. Son cadre général figure dans le RFC 6443. Les bonnes pratiques à suivre pour faire un service d'urgence qui marche sont dans le RFC 6881. Ces services d'urgence nécessitent des informations sur l'appelant (comme sa localisation, qu'il n'a pas toujours le temps ou la possibilité de donner, lorsqu'il est en situation d'urgence). Lorsqu'un service d'urgence reçoit l'appel, il doit donc déterminer la localisation, en déduire à qui transmettre l'appel (ce qu'on nomme un PSAP pour Public Safety Answering Point) et router l'appel (en SIP, transmettre un INVITE, contenant la localisation, cf. RFC 6442).

Le problème de tout service d'urgence, ce sont les faux appels. Ils existent depuis bien avant l'Internet. Comme ils détournent les services d'urgence des vrais appels, ils peuvent littéralement tuer, si quelqu'un qui avait besoin d'un secours urgent ne l'obtient pas car tous les services sont occupés à traiter des canulars. (Il est recommandé de consulter le document EENA sur les faux appels.) Parmi les faux appels, l'un est particulièrement dangereux, le swatting. Il doit son nom au SWAT états-unien et consiste à appeler les services de police en prétendant qu'il y a une situation d'extrême danger nécessitant de faire appel à la force (prise d'otages, par exemple). Cet appel amènera à un déploiement policier intense, style cow-boys, chez la victime. Le FBI a documenté ce phénomène. De telles actions étant sévèrement punies, les attaquants vont toujours essayer de cacher leur identité, par exemple en indiquant un faux numéro de téléphone, si leur fournisseur de services téléphoniques le permet. Plusieurs études ont montré que les faux appels étaient particulièrement nombreux si on ne pouvait pas authentifier l'appelant (cf. « Emergency services seek SIM-less calls block » ou « Rapper makes thousands of prank 999 emergency calls to UK police »).

Place maintenant aux menaces sur la localisation. Le RFC 6280 décrit une architecture pour des services de localisation intégrant la notion de vie privée. D'autres RFC décrivent les exigences de tout service de localisation (RFC 3693), les menaces contre eux (RFC 3694), le cas particulier des services d'urgence (RFC 5069), et l'usurpation des numéros de téléphone (RFC 7375).

Notre RFC s'attaque aux menaces en distinguant d'abord trois classes d'attaquants :

• Les attaquants externes, ne disposant d'aucun privilège particulier,
• Les attaquants situés dans l'infrastructure de téléphonie, et qui en contrôlent une partie, par exemple le LIS (Location Information Server),
• Les attaquants situés sur la machine de l'utilisateur.

Évidemment, les deux dernières classes peuvent faire des dégats plus facilement.

Outre la tricherie sur son numéro de téléphone, un attaquant peut aussi tricher sur sa localisation, soit en en inventant une de toutes pièces, soit en « rejouant » une localisation authentique, mais dans le passé ou encore en « volant » une localisation authentique mais d'un autre utilisateur. Ce RFC se focalise sur ces risques liés à la localisation mais la tricherie sur l'identité n'est pas à oublier. En effet, l'auteur des faux appels cherche en général à éviter les représailles, et donc à dissimuler son identité, par exemple en appelant d'une cabine téléphonique.

Maintenant, que peut-on faire pour limiter les risques (section 3) ? Il y a trois mécanismes principaux :

• Signer les informations de localisation (les fichiers PIDF-LO décrits dans le RFC 4119) au départ de l'appel. Aucune norme n'existe pour cela.
• Obtention de la localisation, non pas via l'émetteur mais depuis le récepteur, via le RFC 6753, en utilisant le protocole HELD (HTTP-Enabled Location Delivery) RFC 5985. Dans ce cas, le destinataire de l'appel, le PSAP (le service d'urgence), contacte le serveur de localisation, le LIS.
• Obtention de la localisation, non pas via l'émetteur mais via le réseau (plus exactement un mandataire dans le réseau), en utilisant le RFC 6442. Cette dernière technique, elle, impose la participation du FAI (qui connait la localisation physique de ses abonnés, même si c'est avec une précision limitée, surtout pour les mobiles).

Une fois obtenue la localisation, encore faut-il en évaluer la fiabilité. Ce niveau de fiabilité est une information cruciale pour le processus de décision. Par exemple, un appel d'urgence où la localisation est marquée comme « absolument sûre » peut être traité instantanément, alors qu'on passera un peu plus de temps à vérifier un appel depuis une localisation douteuse (section 4). La localisation dépend d'un certain nombre de partenaires, et cette fiabilité va donc varier selon la confiance qu'on accorde à ces partenaires. Par exemple, dans le deuxième mécanisme cité plus haut (le PSAP interroge le LIS), si le LIS est connu, de confiance, et qu'on l'utilise depuis longtemps avec succès, on se fiera facilement à lui. À l'inverse, dans le cas du troisième mécanisme (interrogation d'un mandataire géré par le FAI), s'il y a eu peu d'appels d'urgence depuis ce FAI et qu'on n'a jamais pu vérifier la fiabilité de ses informations, la localisation sera marquée comme douteuse.

Pour déterminer la validité des informations de localisation, on peut aussi faire des vérifications croisées. Lors d'un appel SIP, une fois qu'on a reçu une localisation physique de l'émetteur, on peut comparer avec la localisation qu'indique l'adresse IP dans les champs Via: ou Contact:, ou celle dans les paquets de données. Si les deux localisations coïncident, on est rassuré. Sinon, on note la localisation comme étant douteuse.

La section 5 résume tous les problèmes de sécurité liés à la localisation fiable. Il faut notamment se rappeler que cette fiabilité peut être en opposition avec d'autres critères de sécurité, comme la protection de la vie privée (la section 6 détaille ce problème). D'autre part, toutes les mesures envisagées ne sont guère efficaces face au problème spécifique de l'attaque par déni de service : un attaquant qui effectuerait un très grand nombre d'appels pourrait toujours perturber le PSAP (le service d'urgence), ne serait-ce que via les vérifications faites. Effectuer un tel nombre d'appels est évidemment plus facile avec la téléphonie sur IP qu'avec le téléphone traditionnel. Et cela permet plus facilement de franchir les frontières, pour attaquer les services d'urgence d'un autre pays.

Ces appels en masse peuvent être faits par des zombies mais aussi par du code non sécurisé, par exemple un malware JavaScript, chargé automatiquement par le navigateur Web, et qui ferait des appels via WebRTC (RFC 8825). Il peut donc être prudent d'empêcher ce genre de code non sécurisé d'appeler les services d'urgence.

Pour analyser la résistance d'un service d'urgence aux attaques par déni de service, il faut séparer les cas des trois ressources finies dont disposent ces services : l'infrastructure informatique (réseaux et serveurs), les humains qui répondent à l'appel, et les services de secours eux-mêmes (police, pompiers, etc). Par exemple, si le réseau marche bien et que les preneurs d'appel répondent bien, mais qu'il n'y a plus aucun pompier disponible car tous sont partis combattre des incendies imaginaires, l'attaque par déni de service a malheureusement réussi. Les contre-mesures doivent donc veiller à traiter les cas d'abus de ces trois ressources. Par exemple, faire des vérifications automatiques poussées sur la vraisemblance de l'information de localisation va stresser la première ressource (l'infrastructure informatique) mais cela préservera les deux autres (qui sont souvent limitées : on n'a pas des ressources humaines abondantes et qualifiées).

Apparemment, il n'existe pas encore de mise en œuvre de ce système.

Ce court RFC est une introduction à une entité peu connue du monde de l'Internet, l'IRTF, Internet Research Task Force. Tellement peu connue qu'elle n'a même pas de page dans le Wikipédia francophone, c'est dire. L'IRTF est censée travailler sur des projets à long terme (proches de la recherche), pendant que l'IETF travaille sur des sujets bien maîtrisés techniquement, et qu'on peut normaliser relativement rapidement. Cette introduction vise essentiellement les gens qui participent déjà à l'IETF et se demandent si leur prochain projet ne serait pas plus adapté à l'IRTF.

Disons-le franchement tout de suite, l'IRTF n'est pas toujours le truc le plus intéressant dans la vaste galaxie des entités dont le nom commence par un I. La plus grande partie de la recherche concernant l'Internet n'est pas faite là. L'IRTF, très peu connue, et vivant dans l'ombre de l'IETF, n'a pas une activité débordante.

Un des problèmes de l'IRTF, et auquel ce RFC voudrait remédier, est que beaucoup de participants potentiels à l'IRTF croient acquis que ses pratiques sont les mêmes qu'à l'IETF. Ils présentent leurs idées d'une manière qui serait appropriée à l'IETF mais qui ne marche pas pour l'IRTF. D'abord, il faut comprendre la différence entre recherche et ingéniérie. Deux citations l'illustrent, une de Fred Baker qui estime que « le résultat de la recherche, c'est la compréhension, le résultat de l'ingéniérie, c'est un produit ». Et la seconde, de Dave Clark, affirme que « si ça doit marcher à la fin du projet, ce n'est pas de la recherche, c'est de l'ingéniérie ». Le RFC résume en disant que « la recherche, c'est un voyage, l'ingéniérie, c'est une destination ». Un chercheur qui ouvre plus de questions qu'il n'en a fermé dans sa recherche peut être satisfait. Un ingénieur qui ne termine pas ne l'est pas.

Cela entraine des différences entre l'organisation de l'IETF et celle de l'IRTF (section 2 du RFC). Par exemple, les unités de base de l'IETF, les groupes de travail, sont très focalisés, avec une charte précise, des buts à atteindre, et un calendrier. Les unités de base de l'IRTF, les groupes de recherche, sont au contraire larges, traitant plusieurs sujets assez différents en même temps, et avec une charte bien plus large.

De même, les délais ne sont pas les mêmes. L'IRTF, travaillant sur des problèmes difficiles, voit typiquement à trois ou cinq ans, alors que les calendriers (très théoriques...) des groupes de travail IETF visent des échéances plus courtes.

Autre différence, alors que l'IETF est supposé arriver à un consensus (approximatif) entre les membres du groupe de travail (RFC 7282), l'IRTF n'a pas de telles obligations et peut parfaitement, par exemple, suivre plusieurs lièvres à la fois.

L'IRTF n'est pas non plus obligée de suivre les politiques de l'IETF relatives aux brevets (RFC 8179).

Et sur le résultat du groupe de recherche ? En quoi doit-il consister ? Un groupe de travail IETF produit des RFC, c'est son but. Mais un groupe de recherche IRTF ne le fait pas forcément. Il peut aussi publier par d'autres moyens (rapports, articles académiques...), voire se contenter d'Internet-Drafts qui ne deviendront pas de RFC. Le critère du succès, pour un groupe IRTF, c'est de faire avancer la science, pas de faire des RFC.

Maintenant que la section 2 a surtout expliqué ce que l'IRTF n'est pas, la section 3 donne des conseils sur ce qu'il faut faire quand on veut travailler à l'IRTF. L'actuel président de l'IRTF, Lars Eggert, le résume en disant « comportez-vous comme un groupe de recherche IRTF pendant un an, et on verra bien si vous en êtes un ». Et comment est un groupe de recherches IRTF ? Le RFC 4440 donne quelques pistes, purement indicatives :

• Rassemblez des chercheurs, en nombre suffisant, qui veulent travailler sur ce sujet,
• Analysez bien ce qui se fait ailleurs, en vous demandant ce que le futur groupe de recherche IRTF apporterait, par rapport à ces activités externes,
• Organisez un premier atelier pour voir ce que cela donne,
• Si vous estimez que cette recherche peut déboucher sur des techniques normalisables, trouvez quelques ingénieurs pour jeter un coup d'œil et voir si c'est faisable.

Si vous vous intéressez plutôt aux règles et procédures de fonctionnement de l'IRTF, plutôt qu'à la vision « haut niveau » exposée ici, voyez le RFC 2014. Si vous voulez lire mes articles sur des RFC issus de l'IRTF, demandez au moteur de recherche.

Le 23 mars 2012, à Paris, a eu lieu un atelier sur la sécurité des objets « intelligents ». Ce RFC résume (bien après...) ce qui s'est dit pendant cet atelier.

Cela fait plusieurs années que les organisations de la galaxie IETF travaillent sur la question de l'« Internet des Objets », son architecture, sa sécurité, etc. Ainsi, en 2011, l'IAB avait fait un atelier à Prague sur ce sujet, dont le RFC 6574 avait donné un compte-rendu. Plusieurs groupes de travail de l'IETF se sont attelés à des tâches liées à l'Internet des Objets, c'est le cas par exemple de LWIG (qui a produit le RFC 7228). L'atelier du 23 mars 2012 à Paris était plus ciblé, ne concernant que la sécurité. (« Smart Object Security » fait « SOS », au fait...)

Trente-six articles avaient été acceptés pour cet atelier, répartis en quatre catégories, « Exigences de sécurité et scénarios », « Expériences de mise en œuvre », « Autorisation » et « Fourniture des informations de créance ».

La première catégorie, « Exigences de sécurité et scénarios », découle de l'obligation de mettre, dans les RFC, une section « Security considerations » (RFC 3552 et RFC 4101), analysant les problèmes éventuels de sécurité de la technologie décrite. Mais l'idée est de généraliser cette préoccupation à un écosystème plus large, au lieu d'avoir le nez sur chaque protocole indépendamment. Quelques exemples de questions posées dans cette catégorie :

• Quels sont les acteurs impliqués ? Dans le cas des compteurs intelligents, par exemple, cela fait beaucoup de monde, c'est un écosystème complexe (cf. RFC 6272).
• Qui fait l'avitaillement en informations de créance (credentials) ? Le fabricant des objets ? L'utilisateur ?
• À ce sujet, justement, qu'attend-on de l'utilisateur final ? Entrer un PIN à la première utilisation ? Appuyer sur deux boutons simultanément pour appairer deux objets ? Se connecter à l'objet via un navigateur Web pour le configurer ? Le problème est d'autant plus aigu que la sécurité trébuche en général sur les problèmes liés aux utilisateurs.

Ainsi, à l'atelier, Paul Chilton avait (cf. son article) parlé de l'éclairage : les coûts d'une ampoule sont réduits et on ne peut pas doter chaque interrupteur d'un processeur 32 bits avec puce crypto ! À bien des égards, l'éclairage représente le cas idéal pour évaluer les solutions de sécurité : si une solution est réaliste dans le cas de l'éclairage, elle le sera pour beaucoup de cas d'objets connectés. (Et cela permettra de faire des blagues sur le thème « Combien d'experts en sécurité faut-il pour changer une ampoule ? »)

Rudolf van der Berg avait, lui, parlé d'objets plus complexes, capables d'utiliser une SIM et donc d'être authentifiés par ce biais. Pour le cas où on n'utilise pas un réseau d'opéateur mobile mais, par exemple, le WiFi, on peut utiliser l'EAP-SIM du RFC 4186.

Un problème récurrent des réseaux d'objets « intelligents » est celui de l'interface utilisateur. Où va t-on taper le mot de passe, dans une ampoule ou un interrupteur ? Pour l'authentification via une SIM, on peut tout sous-traiter à l'opérateur mais, si on change d'opérateur, comment reconfigurer les SIM ?

Pour le marché grand public, on sacrifiera probablement la sécurité, pour éviter de compliquer la tâche de l'utilisateur. On n'a donc pas fini de voir des photos nues des utilisateurs, prises par leur réfrigérateur et volées ensuite par un pirate. (Après tout, tout le monde se fiche de la sécurité de M. Michu, surtout si elle diminue les ventes d'objets jugés trop complexes par le consommateur. Quelques affirmations fortes « nos objets sont sécurisés et cryptés », sous la plume du service Communication, suffiront.) Pour les déploiements d'objets en entreprise, par exemple dans une usine ou un entrepôt, les exigences de sécurité seront sans doute plus fortes, ainsi que la possibilité d'avoir du personnel formé.

Actuellement, on l'a vu, la sécurité de ces objets est faible. Il est très fréquent que, lorsqu'ils sont protégés par un mot de passe, ce mot de passe soit défini en usine, et identique pour tous les objets d'un même modèle. La grande majorité des utilisateurs ne changeant pas les mots de passe (d'autant plus que cela peut être difficile à faire), le pirate n'aura qu'à essayer le mot de passe usine pour craquer la majorité des objets. (Souvenir personnel : en 1986, les VAX/VMS de Digital, engins horriblement coûteux, étaient vendus avec un mot de passe du compte d'administration, SYSTEM, identique pour tous les systèmes - c'était manager. Mais ils étaient gérés par des professionnels qui, en général, savaient qu'il fallait changer immédiatement les mots de passe. Ce qui ne veut pas dire que tout le monde le faisait... Le RFC note que beaucoup d'images logicielles pour les Raspberry Pi ont la même faiblesse. Bien des Pi sont sans doute vulnérables...) Globalement, la sécurité des objets est restée à un stade pré-Internet. Tant qu'on ne les connecte pas, ça va à peu près.

Enfin, en analysant la sécurité des objets connectés, il ne faut pas prendre en compte seulement la sécurité d'une maison ou d'une usine mais aussi les risques plus globaux. Si tout le monde a des compteurs électriques intelligents vulnérables, un attaquant peut couper le courant chez M. Michu et M. Michu, réduit à la bougie, est alors bien embêté. Mais, si l'exploitation de la faille peut être automatisée et faite depuis l'Internet, on peut envisager des scénarios où l'attaquant couperait une ville entière (style Watch Dogs).

Les solutions ne manquent pas, bien sûr, mais elles se heurtent souvent à des problèmes concrets. Si on trouve une faille logicielle dans tous les compteurs intelligents, peut-on les mettre à jour automatiquement et à distance (cf. section 4 du RFC pour les recommandations sur ce point) ? Et cette possibilité de mise à jour ne peut-elle pas être elle-même un vecteur d'attaque ? Un objet non intelligent peut être vendu ou donné à un nouveau propriétaire. Est-ce que ce sera toujours le cas s'il est sécurisé (mot de passe changé, oublié et non resettable) ? La solution de sécurité sera-t-elle ouverte ou bien verrouillera-t-elle l'utilisateur auprès d'un fournisseur unique ? Outre les coûts du matériel pour mettre en œuvre la solution de sécurité, y aura-t-il des coûts de licence, par exemple à cause de brevets ? La sécurité ne travaille pas en isolation, elle doit tenir compte de ce genre de questions.

La deuxième catégorie, trois retours d'expérience, portait sur des points comme les résultats de la mise en œuvre de CoAP. À chaque fois, la conclusion était que le déploiement de solutions de sécurité dans des objets très contraints en ressources était faisable. Souvent, cela nécessitait une adaptation, en laissant tomber des options qui auraient été trop coûteuses. La plupart des protocoles IETF permettent cette adaptation (par exemple, pour TLS, il n'est pas nécessaire de gérer tous les algorithmes de cryptographie du monde). Les développeurs ne signalent pas de cas de protocoles IETF impossibles à ajuster aux exigences des objets connectés. L'idée de concevoir des protocoles de sécurité spécialement faits pour les objets connectés n'a pas eu beaucoup de succès : il n'y a pas de raison de croire que ces protocoles, une fois toutes les fonctions souhaitées mises en œuvre, soient moins gourmands. Mohit Sethi a remarqué que, par exemple, les opérations cryptographiques nécessaires sont à la portée d'un Arduino UNO. En fait, si on veut faire des économies, ce n'est pas la cryptographie, même asymétrique, qu'il faut viser en premier mais plutôt la transmission de données : émettre des ondes radio vide la batterie très vite.

Est-ce que la loi de Moore va aider ? Non. Comme déjà noté dans le RFC 6574, les développeurs sont d'avis que cette loi sera utilisée pour baisser les prix, pas pour augmenter les capacités des objets.

Troisième catégorie, les histoires d'autorisation. Richard Barnes a expliqué que le modèle de sécurité dominant, authentifier une entité puis lui donner tous les droits, était particulièrement peu adapté aux objets communiquants, et il propose d'utiliser plutôt des capacités, comme le permet OAuth (RFC 6749). Cela donne une meilleure granularité aux autorisations.

Enfin, la quatrième et dernière catégorie est celle de la création et de la distribution aux objets des informations de créance. Prenons un nouvel objet qui arrive dans un réseau. Il va falloir qu'il connaisse l'information par laquelle il va être accepté par les autres membres du réseau. Faut-il la mettre dans l'objet à sa fabrication ? En tout cas, la faire rentrer par l'utilisateur de l'objet n'est pas une perspective bien tentante : ces objets ont des interfaces utilisateur très limitées, vraiment pas idéales pour, par exemple, rentrer une longue phrase de passe.

Johannes Gilger (cf. son article) a fait le tour des solutions d'appairage, qui permettent d'introduire deux objets l'un à l'autre, de manière à ce qu'ils ne communiquent qu'entre eux après. Par exemple, un humain se tient à côté des deux objets, qui affichent tous les deux un code numérique, et l'humain vérifie que ces codes coïncident.

Cullen Jennings proposait de faire appel à un tiers : l'objet contacte un serveur qui va faire l'enrôlement dans le réseau (mais le RFC oublie de mentionner les graves problèmes de vie privée que cela pose).

La fin de la section 4 de notre RFC résume quelques groupes de travail IETF qui sont impliqués dans la solution des problèmes qui avaient été identifiés dans cet atelier : LWIG (conseil aux implémenteurs de TCP/IP sur des objets limités), DICE (adapter DTLS à ces objets limités), ACE (authentification et autorisation chez les objets connectés), etc.

Une liste complète des papiers présentés figure dans l'annexe C du RFC. Comme l'indique l'annexe B du RFC, les articles présentés pour l'atelier sont tous en ligne (avec une copie ici). Pour la minorité des orateurs qui ont utilisé des supports de présentation, ceux-ci sont également en ligne.

Le RFC 7001 avait créé l'en-tête de courrier Authentication-Results: qui permettait de signaler à un logiciel de courrier les résultats de tests d'authenticité faits par un serveur. Cet en-tête pouvait inclure un type de propriété (property type ou ptype) qui indiquait d'où venait la propriété testée : la session SMTP, l'en-tête du message, son corps, ou bien une politique locale. Le jeu de valeurs pour les types possibles était fixe et, depuis, certains ont trouvé ce jeu trop restreint. Ce nouveau et très court RFC remplace donc la liste fixe du RFC 7001 par un registre en ligne à l'IANA. (Depuis, le RFC 7601, a remplacé ces deux RFC.)

Le principe de base du RFC 7001 est de séparer l'exécution des tests d'authenticité de l'utilisation de leurs résultats. Par exemple, les tests sont effectués sur un serveur de messagerie de l'organisation, et leur utilisation est décidée sur le poste de travail de l'utilisateur. Voici un exemple de résultat transmis au logiciel, utilisant les types de propriétés :

Authentication-Results: example.com;
                  spf=pass smtp.mailfrom=example.net
                           ^^^^^^^^^^^^^
                           Type et propriété

Ici, le test SPF a été fait lors de la session SMTP (le type est smtp et il est suivi d'un point et de la commande SMTP - la propriété - testée). Autre exemple :

Authentication-Results: example.com;
              dkim=fail reason="bad signature"
                header.i=@newyork.example.com
                ^^^^^^^^
                Type et propriété

Ici, le test était du DKIM, le type était l'en-tête du message (header) et la propriété le champ i de la signature DKIM (notez que le RFC 7001 dit que la propriété après header doit être un en-tête du message, ce qui n'est pas le cas ici, mais c'est un exemple officiel, je n'y peux rien, voir la bogue du RFC 7001).

Dans ces deux exemples, on a vu les types de propriétés smtp et header. Deux autres sont définis par le RFC 7001, section 2.2, body et policy. Cette liste était fixe et c'est ce point que change notre nouveau RFC.

Désormais, le type de propriété peut être n'importe quel mot-clé enregistré à l'IANA. Ce registre démarre avec les quatre types du RFC 7001. L'enregistrement d'une nouvelle valeur se fait selon la procédure « Examen par un expert » du RFC 5226.

Il est recommandé d'ignorer les types de propriété inconnus (ceux qui viennent d'être enregistrés et ne sont pas encore connus du logiciel). Autrement, déployer un nouveau type serait quasi-impossible.

Comme indiqué plus haut, ce RFC a été fusionné avec le RFC 7001 pour donner le texte qu'il faut consulter aujourd'hui, le RFC 7601.

L'utilisation du protocole IPv6 fait que chaque machine a une adresse dite « locale au lien » (link-local) qui n'est pas unique mondialement mais seulement unique sur le lien. Est-ce qu'on peut se contenter de ces adresses, et, par exemple, configurer ses routeurs pour les utiliser ? Ce RFC discute les avantages et les inconvénients. (Attention, le sujet est brûlant à l'IETF.)

Imaginons deux routeurs connectés et qui échangent des routes, via un protocole de routage. On les a configurés avec l'adresse du voisin. Cette adresse peut être une adresse « normale », mondialement unique. Mais elle peut aussi être locale au lien et cela présente quelques avantages. Par exemple, les adresses des routeurs ne sont pas présentes dans la table de routage (car elles n'ont de signification que locale), rendant ces tables plus petites. Et le routeur est plus dur à attaquer, puisqu'il faut être sur le lien pour lui parler. Par contre, cela peut rendre des outils de tests habituels comme ping ou traceroute difficiles ou impossibles à utiliser.

L'un dans l'autre, l'IETF ne tranche pas : cette possibilité marche, elle est documentée dans ce RFC mais chacun doit ensuite décider s'il va l'utiliser ou pas. Comme le dit le RFC avec un sens aigu du lavage de mains « The deployment of this technique is appropriate where it is found to be necessary ».

La section 2 forme le gros de ce RFC : exposer l'approche, ses avantages, et ses risques. Les adresses locales au lien sont désignées par le sigle LLA (link-local addresses). Voici un exemple sur une machine Linux (les LLA sont dans le préfixe fe80::/10) :

% ip -6 addr show eth0
2: eth0: <BROADCAST,MULTICAST,UP,LOWER_UP> mtu 1500 qlen 1000
    inet6 fe80::ba27:ebff:feba:9094/64 scope link 
       valid_lft forever preferred_lft forever

Le principe de base de leur utilisation est que, lorsqu'une machine n'a pas besoin de parler au monde extérieur sur cette adresse (ce qui est typiquement le cas d'un routeur), on peut ne mettre qu'une LLA sur une interface.

Attention, ce n'est vrai que pour une interface. Pas question de n'avoir que des LLA sur l'ensemble du routeur car celui-ci doit pouvoir émettre des paquets ICMP du genre Message too big ou bien Time exceeded. Il faut donc qu'au moins une interface du routeur ait une adresse globale, qui sera utilisée comme adresse source lors de l'émission de ces paquets ICMP (cf. RFC 6724). Cette adresse devra être routée, pour éviter tout filtrage en raison du RFC 3704. Dans le monde des routeurs, on appelle cela en général une loopback interface mais attention, c'est un sens différent de celui du mot loopback sur les machines Unix ordinaires. (Au fait, si quelqu'un sait comment modifier l’interface source des erreurs ICMP sur IOS... Ça existe en NX-OS, mais c'est introuvable en IOS et IOS-XE.)

Les protocoles de routage (OSPF, BGP, RIPng) fonctionnent déjà avec des LLA naturellement, ou peuvent être configurés pour le faire (pour BGP, Francis Dupont me souffle qu'il faut faire attention au RFC 2545, qui n'est pas cité). La découverte des voisins par NDP se fait toujours avec des LLA donc n'est pas affectée. Pour les protocoles de gestion du routeur, comme SSH ou SNMP (le RFC s'amuse aussi à citer Telnet...) devront, eux, utiliser l'adresse globale mentionnée plus haut.

Ah, et, évidemment, le gros du trafic du routeur, ce ne sont pas les protocoles de routage ou de gestion du routeur, c'est le trafic des autres, qu'il transmet. Ce dernier a des adresses source et destination qui ne sont pas celles du routeur et, donc, l'utilisation par ce dernier de LLA ou pas ne change rien. Bref, ça devrait marcher. Mais quels sont les avantages à une configuration uniquement avec des LLA ?

D'abord, comme indiqué plus haut, les tables de routage sont plus petites, puisqu'on n'y met pas les LLA, seulement les adresses globales, moins nombreuses (une seule par routeur, dans le cas le plus économe). Ensuite, on simplifie le plan d'adressage : pas besoin d'attribuer des préfixes aux liens entre routeurs. On a également moins de complexité dans la configuration, les LLA étant attribuées automatiquement. Et on a moins de configuration DNS à maintenir, puisqu'on ne met pas les LLA dans le DNS (évidemment, on n'est pas forcé d'y mettre les adresses globales non plus).

Surtout, on réduit les possibilités d'attaque puisque l'envoi de paquets au routeur, depuis l'extérieur du lien, ne pourra se faire que via l'adresse globale (par exemple pour les attaques du RFC 4987). Il n'y aura donc que celle-ci à protéger (par exemple via des ACL).

Le monde où nous vivons n'étant pas un monde idéal, depuis l'expulsion hors du jardin d'Éden, il y a aussi des problèmes associés aux LLA. On peut encore pinguer une interface spécifique depuis le lien (ping $lla%$if-name) mais plus depuis un autre réseau. Le débogage peut donc devenir plus difficile. (Notez que, contrairement à ce qu'on lit souvent dans les articles sur TCP/IP, lorsqu'on pingue une adresse IP associée à une interface, une réponse positive ne garantit pas du tout qu'on est passé par cette interface.) Bien sûr, on peut toujours pinguer l'adresse globale du routeur depuis n'importe où, mais cela fournit moins d'informations. Pour déterminer si une interface marche ou pas, il faudra donc utiliser d'autres méthodes par exemple en se loguant sur le routeur et en examinant l'état des interfaces. (Notez que, là encore, en dépit des légendes, avec certains systèmes d'exploitation, on peut pinguer avec succès une adresse IP associée à cette interface même lorsque cette interface est débranchée.) Le RFC 5837, lorsqu'il est mis en œuvre, peut aider au débogage, en mettant de l'information sur l'interface dans la réponse ICMP.

Même problème, évidemment, avec traceroute. Non seulement on ne peut pas tracerouter vers une interface spécifique, mais le paquet ICMP de réponse viendra de l'adresse IP globale et ne nous renseignera donc pas sur l'interface précise qui l'a émis (sauf si le routeur utilise le RFC 5837 et si le traceroute utilisé exploite cette option). Notez que cela peut être vu comme un avantage : tous les traceroutes passant par ce routeur verront la même adresse de réponse, aidant à repérer le routeur (alors que, autrement, il aurait fallu corréler les différentes adresses, par exemple via les enregistrements PTR associés, ce qui dépend d'heuristiques peu fiables).

Et, bien sûr, cela concerne aussi les systèmes de gestion de réseau : si un gérant SNMP, par exemple, veut parler à un routeur, il devra probablement utiliser son adresse globale.

Autre problème, les adresses LLA automatiquement attribuées vont dépendre du matériel, puisqu'elles seront en général dérivées de l'adresse MAC (via EUI-64). Si on change une carte Ethernet du routeur, on change de LLA, ce qui peut nécessiter une reconfiguration manuelle si ces LLA étaient utilisées statiquement, par exemple dans une configuration BGP. (Matthieu Herrb me fait remarquer qu'on peut parfaitement créer des LLA statiques, genre fe80::31, ce que mentionne d'ailleurs le RFC.) Pendant qu'on est aux configurations statiques, il faut aussi rappeler que les LLA sont moins pratiques à manier puisqu'elles n'ont pas de signification globale. Il faut donc toujours indiquer le lien utilisé. Par exemple, une configuration BGP sera bgp neighbor fe80::21e:8cff:fe76:29b6%eth2 (le %eth2 indiquant l'interface réseau, cf. RFC 4007).

Un cas particulier est celui des points d'échange. Ils connectent beaucoup de monde et représentent une part significative du trafic Internet. Une attaque ou une panne peut sérieusement perturber le trafic. Le préfixe d'adresses IP qui est utilisé pour numéroter les routeurs sur le LAN du point d'échange est donc sensible. Pour réduire les risques, on peut soit ne pas le publier dans la table de routage globale, soit filtrer le trafic entrant vers ce préfixe. Dans le premier cas, les paquets émis depuis l'interface du routeur avec le point d'échange, ayant une adresse source non routée, seront jetés par les réseaux qui font des tests uRPF. Cela perturbe traceroute, mais, surtout la découverte de la MTU du chemin, ce qui est inacceptable. La deuxième méthode ne marche que si tous les opérateurs connectés au point d'échange la mettent en œuvre, ce qui est peu vraisemblable.

Une meilleure solution serait donc de numéroter les routeurs au point d'échange avec des LLA. Chaque routeur aurait toujours son adresse globale, prise dans l'espace d'adressage de l'opérateur propriétaire, mais une attaque globale contre tout le point d'échange serait plus difficile. Par contre, cela pourrait poser des problèmes avec certaines méthodes d'ingénierie du trafic, si l'opérateur veut transporter le préfixe du point d'échange dans son IGP. Ces opérateurs devront trouver une autre méthode.

En synthèse, la conclusion de notre RFC est que l'utilisation des LLA a des avantages et des inconvénients, et que chaque acteur doit faire son évaluation, le RFC ne recommandant spécialement aucune des deux méthodes. Cette conclusion a été chaudement discutée à l'IETF, ceux qui pensaient que les LLA étaient une mauvaise idée n'ayant pas envie que cette utilisation soit documentée, craignant que cela n'apparaisse comme une approbation.

Le protocole ALTO (Application-Layer Traffic Optimization), normalisé dans le RFC 7285, permet à une machine qui communique avec des pairs, de déterminer quel pair utiliser lorsqu'ils fournissent le même service (par exemple, dans un système de partage de fichiers pair-à-pair, lorsque les membres d'un même essaim ont le fichier convoité). La machine, un client ALTO, demande à un serveur ALTO quel est le « meilleur » pair, optimisant ainsi son utilisation du réseau. Oui, mais comment est-ce que le client trouve le serveur à utiliser ?

Le RFC 6708, le cahier des charges d'ALTO, disait dans son exigence AR-32 qu'il fallait un mécanisme pour trouver le serveur. ALTO reposant sur HTTP, trouver un serveur, c'est trouver l'URI qui le désigne. Le protocole de découverte va partir d'un nom de domaine (obtenu, par exemple, via DHCP, ou bien via une configuration manuelle), faire une requête DNS sur ce nom, en demandant le type U-NAPTR (RFC 4848, mais ne paniquez pas, j'explique le U-NAPTR plus loin). La réponse sera l'URI désiré.

Donc, première étape (section 3.1), récupérer le nom de domaine. Pour la machine typique de M. Michu, cela se fait en DHCP, le serveur DHCP donnant, parmi d'autres informations, le nom de domaine de référence du réseau local (options DHCP 213 - OPTION_V4_ACCESS_DOMAIN - et 57 -  OPTION_V6_ACCESS_DOMAIN - de la section 3 du RFC 5986, ou bien, si elle n'est pas présente, et en IPv4 seulement, l'option 15 de la section 3.17 du RFC 2132). Le nom sera alors celui du FAI ou celui de l'organisation où M. Michu se connecte. Mais le RFC demande aussi que les mises en œuvre de la découverte de serveurs ALTO puisse aussi se faire à partir d'un nom de domaine rentré manuellement par l'utilisateur. Cela permet, par exemple, de traiter le cas où un utilisateur n'a pas confiance dans le serveur ALTO de son FAI et souhaite utiliser le serveur ALTO d'une organisation tierce. (Tiens, peut-être verrons-nous apparaître un Google Alto ?)

Une fois qu'on a le nom de domaine, on passe à la deuxième étape de la procédure de découverte du serveur (section 3.2). Pour cela, on va demander un enregistrement de type U-NAPTR. Ce type de données, normalisé dans le RFC 4848, est très complexe. Disons simplement qu'il permet de découvrir des services en utilisant un enregistrement DNS qui comprend une étiquette de service, et une expression rationnelle de remplacement dont le résultat sera l'URI recherché (la procédure de découverte de serveur d'ALTO simplifie les choses en n'utilisant pas la partie gauche de l'expression, seulement le résultat). Les U-NAPTR sont plus riches que les S-NAPTR du RFC 3958 mais moins que les NAPTR originels (RFC 3403). À noter que la différence entre NAPTR, S-NAPTR et U-NAPTR ne se voit pas dans le DNS : tous utilisent le même type, NAPTR. Voici un exemple d'un enregistrement DNS pour la découverte du serveur ALTO de example.net :

example.net. IN NAPTR 100 10 "u" "ALTO:https" "!.*!https://alto1.example.net/ird!"  ""

L'étiquette de service est ALTO:https (désormais enregistrée à l'IANA). En filtrant sur cette étiquette, on pourra récupérer uniquement les enregistrements ALTO. Ici, l'URI de résultat sera https://alto1.example.net/ird.

Il peut y avoir plusieurs NAPTR, pour fournir des serveurs alternatifs, et on pourrait donc avoir :

example.net. IN NAPTR 100 10 "u" "ALTO:https" "!.*!https://alto1.example.net/ird!"  ""
             IN NAPTR 100 20 "u" "ALTO:https" "!.*!https://alto2.example.net/ird!"  ""

Dans ce cas, le champ « Préférence » du second serveur (le second URI, plutôt) étant plus élevé, il ne sera choisi que si le premier ne répond pas (oui, une préférence plus élevée veut dire qu'on sera moins considéré, comme pour les enregistrements MX).

Au fait, pourquoi un U-NAPTR et pas un simple S-NAPTR (puisqu'on ne se sert pas de la partie gauche de l'expression rationnelle) ? Parce que les S-NAPTR ne fournissent comme résultat qu'un couple {serveur, port}, pas un URI comme le protocole ALTO en a besoin.

En pratique, quelles questions posera le déploiement de cette procédure (section 4) ? Elle dépend d'une bonne réception du nom de domaine. Les options du RFC 5986 ne sont pas forcément gérées par tous les serveurs DHCP. Ensuite, dans le cas d'une connexion typique à la maison via un petit routeur CPE, il faudra que le routeur passe fidèlement en DHCP les noms de domaine qu'il a lui-même obtenu. Si, à la place du example.net, il transmet aux clients un nom comme, mettons, .local, la recherche de serveur ALTO échouera.

Cette procédure de découverte du serveur, comme le note la section 6 de notre RFC, n'est pas très sécurisée. Si un méchant arrive à diriger les clients vers un mauvais serveur ALTO, celui-ci pourra donner de l'information fausse, menant les clients à choisir un pair particulièrement lent. Pour cela, le méchant peut s'attaquer à l'échange DHCP. DHCP n'est pas sécurisé du tout mais, bon, si le méchant peut envoyer des fausses réponses DHCP, il pourra faire des choses bien pires que de donner un mauvais serveur ALTO. Donc, cette méthode d'attaque n'est pas très inquiétante. Une autre méthode pour l'attaquant serait de convaincre l'utilisateur de rentrer manuellement un nom de domaine menant au serveur ALTO malveillant, un problème qui ressemble à celui du hameçonnage (et qui, comme lui, n'a pas de solution technique).

Une dernière attaque possible serait de compromettre la résolution DNS. La procédure de découverte du serveur ALTO n'impose pas l'usage de DNSSEC et, sans lui, le DNS n'est pas vraiment sûr. Enfin, l'attaque pourrait porter, après la découverte du serveur correct, sur la communication HTTP avec le serveur (surtout si on n'utilise pas HTTPS). Personnellement, je ne suis pas trop inquiet : on a des problèmes de sécurité bien plus sérieux sur l'Internet.

À noter que d'autres mécanismes de découverte du serveur ALTO ont été proposés à l'IETF et qu'ils feront peut-être l'objet d'une spécification officielle plus tard.

Le protocole de téléphonie sur IP SIP est séparé en deux parties, la signalisation (appeler, raccrocher, etc) qui se fait avec SIP lui-même, et les données qui sont envoyées par un autre mécanisme, mais contrôlé par SIP. Pour la signalisation, SIP avait déjà une fonction de genre traceroute, permettant de visualiser le chemin suivi par les messages SIP. Mais il n'y avait pas l'équivalent pour les données, ce qui est fait désormais.

SIP est normalisé dans le RFC 3261, dont la section 20.22 décrit l'utilisation de l'en-tête Max-Forwards: pour tracer la route entre l'appelant et l'appelé. C'est que les appels SIP ne voyagent que très rarement directement d'un appelant (par exemple un softphone) vers un appelé (entre autres parce que l'appelé n'est pas forcément joignable directement, coincé qu'il est derrière le NAT). Il est courant que l'appel passe par au moins deux intermédiaires (le relais du fournisseur SIP de l'appelant et celui de l'appelé), d'où l'importance de pouvoir faire des « traceroute ». Un traceroute SIP fonctionne donc en envoyant des requêtes avec un Max-Forwards: à 0, puis à 1, et ainsi de suite (comme le traceroute IP utilise le champ TTL), en recevant les messages de code 483 (Too many hops), on identifie les intermédiaires.

Même problème pour les données, elles ne vont pas forcément directement d'un client SIP à un autre, elles peuvent passer par des intermédiaires qui ajoutent des fonctions comme la musique d'attente (RFC 7088), la traversée des NAT, le réencodage du flux audio dans un autre format, etc. Bref, pour les données aussi, on a besoin d'un équivalent de traceroute, afin de pouvoir déboguer tout problème qui surgirait.

Justement, le RFC 6849 fournit un mécanisme, dit media loopback, sur lequel bâtir ce traceroute. Le service de « bouclage » du RFC 6849 permet de renvoyer le flux de données vers l'émetteur, afin que celui-ci puisse contrôler en quel état est ce flux à une étape donnée. Mettons que notre sympathique Alice veuille appeler Bob. Bob n'entend rien à ce que raconte Alice. Il va falloir déboguer. Alice va donc devoir demander à chaque intermédiaire (les B2BUA, back-to-back user agent) de lui envoyer une copie du flux de données, suivant le RFC 6849. Mais Alice ne les connait pas, ces intermédiaires, et n'a pas de moyen de leur parler directement. D'où notre nouveau RFC.

Le principe est d'envoyer une requête SIP INVITE vers Bob, avec des Max-Forwards: partant de zéro et croissant, et d'y joindre un SDP qui demande le bouclage des données (suivant la syntaxe du RFC 6849). Un intermédiaire SIP classique va rejeter l'appel avec le code 483 mais, s'il suit ce nouveau RFC (et le RFC 7332, qui le complète), il va accepter l'appel et renvoyer les données à Alice. Sa réponse sera une réponse positive au INVITE, donc avec le code 200, et, pour indiquer que ce n'est pas la « vraie » réponse de Bob, il indiquera une raison (RFC 3326) Traceroute response.

Attention à la sécurité, ce mécanisme peut finir par envoyer pas mal de données à Alice et imposer du travail aux intermédiaires. Ceux-ci doivent donc avoir un mécanisme pour activer/désactiver ce service, ainsi qu'une limitation automatique du nombre de réponses envoyées (comme les routeurs IP ont une telle limitation pour le traceroute classique).

Lorsqu'on a une machine avec une adresse IP variable, et qu'on veut la joindre depuis l'extérieur (pour se connecter à sa webcam, ou bien à un serveur HTTP qu'elle héberge ou bien pour tout autre raison), il est courant d'utiliser une mise à jour dynamique du DNS. Après tout, c'est bien le but principal du DNS, fournir un identificateur stable, le nom de domaine. Ce RFC explique les pièges et les problèmes lorsqu'on est connecté via un système à fort partage d'adresses IP (comme DS-Lite), et comment on peut utiliser PCP dans ce contexte.

Il existe plusieurs fournisseurs qui hébergent votre nom de domaine et acceptent des requêtes de mise à jour dynamiques, via un formulaire Web ou bien via une API. On peut avoir une idée du nombre de tels fournisseurs en regardant la liste de DNSlookup. Il n'y a pas à proprement parler de norme pour cette demande de mise à jour, à part le RFC 2136 qui ne semble guère utilisé par ces fournisseurs (comme le note à juste titre le Wikipédia anglophone, « DNS dynamique » désigne en fait deux choses différentes, la mise à jour par le RFC 2136 et le fait de mettre à jour la base sans édition manuelle). Le fournisseur doit avoir une interface qui assure en outre un minimum de sécurité (cf. la section 4 de notre RFC) par exemple en utilisant HTTPS + une authentification du client. Une utilisation courante est que le routeur ou l'ordinateur de l'utilisateur détecte une nouvelle adresse IP, et il notifie l'hébergeur de cette nouvelle adresse. Ce dernier met alors à jour le DNS (via le RFC 2136 ou via toute autre méthode).

Mais, aujourd'hui, de plus en plus d'utilisateurs sont coincés derrière un système à partage d'adresses massif (cf. RFC 6888), où on n'a plus une seule adresse IP publique à la maison. Pour être joint de l'extérieur, il faut communiquer non seulement son adresse IP mais également un port. Plus question de faire tourner son serveur Web sur le port 80, celui-ci ne peut pas être partagé. En outre, il faudra évidemment indiquer au réseau que le port en question devra être connecté au port sur lequel écoute le serveur de l'utilisateur (ce qui se fait en UPnP ou, plus récemment, en PCP, ce dernier étant normalisé dans le RFC 6887).

Les nombreux problèmes posés par le partage d'adresses sont bien connus (RFC 6269). Parmi eux :

• On ne peut plus compter sur les ports « bien connus » (comme 80 pour HTTP), il faut pouvoir indiquer aux clients un port explicite,
• Il faut un mécanisme pour configurer les connexions entrantes (justement ce que fait PCP),
• Il faut pouvoir détecter des changements d'adresses IP qui se passent très loin de l'utilisateur, dans l'AFTR de DS-Lite (RFC 6333) ou dans le routeur CGN pour NAT444.

À noter que, pour prévenir le monde extérieur du couple {adresse, port} à contacter (problème connu sous le nom de « problème du rendez-vous »), on utilise souvent aujourd'hui des techniques non-standard, spécifiques à une application particulière (cela se fait souvent dans le monde du jeu en ligne) ou spécifiques à un protocole donné (SIP va utiliser un SIP proxy, section 16 du RFC 3261).

Voyons donc les trois problèmes à résoudre et les solutions possibles (section 2 du RFC) :

• Pour indiquer le port, deux méthodes, utiliser des URI qui permettent d'inclure le port, comme le permet HTTP (http://www.example.net:5318/foo/bar), ou utiliser des enregistrement DNS SRV (RFC 2782). La seconde méthode est plus propre, car invisible à l'utilisateur (et elle offre d'autres possibilités), et elle n'oblige pas les applications à utiliser des URI. Malheureusement, elle est anormalement peu déployée dans les applications (par exemple les navigateurs Web).
• Pour configurer les connexions entrantes, on se sert de PCP (RFC 6887), dont c'est justement le but principal.
• Pour détecter les changements d'adresses, on va encore se servir de PCP. Une des solutions est de faire des requêtes PCP de type MAP régulièrement, demandant une correspondance {adresse externe -> adresse interne} de courte durée et de voir quelle est l'adresse IP retournée. Une autre solution, moins bavarde, est de juste vérifier la table locale du client PCP, notant les changements d'adresses, et de ne faire une requête MAP que s'il n'y a pas de correspondance dans la table locale. Dans les deux cas, lorsqu'on détecte un changement d'adresse, on met à jour le DNS par les moyens classiques (le client PCP, routeur ou ordinateur, est également client du service de DNS dynamique).

La section 3 couvre quelques détails pratiques de déploiement. Par exemple, le RFC couvre le cas où le service de « DNS dynamique » ne fait pas de DNS du tout mais publie sa propre adresse dans le DNS, redirigeant ensuite les clients vers le bon serveur (via une réponse 301 en HTTP, ce qui se nomme parfois URL forwarding). Ces serveurs devront modifier leur API pour que le client puisse indiquer le port en plus de l'adresse IP (aujourd'hui, ils ont souvent 80 câblé en dur). Dans un contexte différent (protocole ne permettant pas les redirections), on peut envisager d'utiliser la technique de découverte du RFC 6763.

Pour résumer par des remarques personnelles, tout cela est plutôt embrouillé, et on n'est pas tiré d'affaire, d'autant plus que PCP n'est pas tellement déployé aujourd'hui.

En ce centenaire du déclenchement de la boucherie inutile de la Première Guerre mondiale, on voit évidemment apparaître un grand nombre de livres sur cette période. Celui-ci a un angle original, l'activité d'écoute des communications par les services d'espionnage français, à l'époque où ceux-ci étaient les meilleurs du monde (selon l'auteur, qui est parfois un peu cocardier).

Les choses ont bien changé depuis. À l'époque, les communications interceptées étaient chiffrées et déchiffrées à la main, avec papier et crayon (on voit passer à un moment dans le livre une machine à chiffrer autrichienne, précurseuse de la future Enigma), ce qui entrainait plein de délais et d'erreurs (comme le savent tous les gens qui ont suivi les ateliers d'Amaelle Guiton et Aeris), et encourageait à utiliser des algorithmes de chiffrement trop simples et donc trop cassables. Les divers services secrets français maitrisaient cet art difficile de la cryptanalyse et pouvait donc casser les codes allemands, autrichiens, turcs, bulgares et, apprend-on au détour d'une page, monégasques...

Attention si vous êtes fana de cryptographie et de mathématiques : ce livre est très pauvre en détails techniques. Il décrit certains des algorithmes de chiffrement, mais ne dit rien des techniques de cryptanalyse utilisées, ou tout simplement du travail quotidien des cryptographes. C'est plutôt un livre d'histoire, de personnages (on croise Marie Curie, Wilhelm Canaris, qui n'est encore qu'un jeune officier de marine, et bien d'autres), et de stratégie. La première partie couvre un pan bien connu de l'histoire de la Première Guerre mondiale, l'affrontement en Europe entre la France et l'Allemagne, où les Français écoutent systématiquement les communications radio de l'ennemi et arrivent ainsi à connaître ses intentions. Mais pas forcément à agir : l'offensive contre Verdun était apparemment connue, mais les mesures prises n'ont pas forcément été à la hauteur. Et, lorsque les écoutes radio et le déchiffrement permettent de connaître à l'avance un passage de Guillaume II près des lignes françaises, une erreur dans l'interprétation fait que les avions français chargés d'aller l'assassiner le ratent.

La seconde partie du livre concerne un champ de bataille nettement moins connu, l'Espagne. Pendant la guerre, l'Espagne est neutre et est donc investie par de nombreux agents secrets des deux camps. Madrid est un « nid d'espions ». Les Allemands, qui bénéficient de la sympathie d'une armée espagnole ultra-réactionnaire et qui voit dans les Français de dangereux subversifs mangeurs de curés, cherchent surtout à provoquer des révoltes dans le Maroc, partagé entre une colonie française et une espagnole. Mais, séparés de leur patrie par la France, ils doivent communiquer essentiellement par radio et font une confiance trop grande à leur chiffrement (et n'accordent pas assez d'importance aux alarmes des experts). Les Français apprennent ainsi tous leurs plans, par exemple les tentatives de faire revenir le souverain exilé en Espagne Moulay Hafid. Toutes ces tentatives échoueront finalement, grâce aux décrypteurs.

Ah, et pour un livre aussi riche en noms de personnes et de lieux, il manque vraiment un index.

La commande HTTP PATCH permet d'envoyer à un serveur HTTP un document représentant les différences entre l'état d'une ressource sur le serveur et l'état souhaité par le client HTTP. Cette liste de différences peut prendre plusieurs formats et ce RFC en spécifie un nouveau, JSON merge patch, un format de patch conçu pour JSON.

À noter que ce RFC remplace le RFC 7386, publié deux semaines avant, mais qui comportait une erreur technique.

Le format normalisé par ce RFC n'est en fait pas spécifique à HTTP et pourra même servir avec d'autres protocoles. Mais la commande PATCH du RFC 5789 sera sans doute sa principale utilisation. Une ressource au format JSON merge patch est un objet JSON elle-même. Pour chaque clé, si la ressource cible a également cette clé, la valeur est remplacée par celle du patch. Si elle ne l'a pas, on ajoute le couple clé/valeur. Et si la valeur dans le patch est null, on supprime le couple clé/valeur de la ressource cible. Ainsi, si on a ce document JSON sur le serveur :

{
       "a": "b",
       "c": {
         "d": "e",
         "f": "g"
       }
}

et qu'on envoie le patch suivant en HTTP (notez le type MIME de notre nouveau format) :

PATCH /target HTTP/1.1
Host: example.org
Content-Type: application/merge-patch+json

{
       "a":"z",
       "c": {
         "f": null
       }
}

On obtiendra :

{
       "a": "z",
       "c": {
         "d": "e"
       }
}

(La valeur de a a été changée, et le couple indexé par c / f a été supprimé.)

Ce format, centré sur le résultat plutôt que sur les opérations, suit donc des principes assez différents de son homologue XML du RFC 5261.

On notera donc que tous les contenus JSON ne sont pas patchables ou, en tout cas, pas de manière propre et facile, avec ce format. Par exemple, si des null sont effectivement utilisés, ou bien si la structure du texte JSON n'est pas celle d'un objet. Mais, bon, ce format est très simple, est lui-même en JSON, et le RFC est très court et facile à comprendre (ce qui n'aurait pas été le cas si on avait voulu tout prévoir), on ne peut pas tout avoir.

La section 2 du RFC précise les règles à suivre lors du traitement des patches. Elle est rédigée en pseudo-code (c'est une erreur dans l'indentation de ce pseudo-code qui avait rendu nécessaire le remplacement du RFC 7386 par notre RFC) et est assez simple pour être citée ici :

   define MergePatch(Target, Patch):
     if Patch is an Object:
       if Target is not an Object:
         Target = {} # Ignore the contents and set it to an empty Object
       for each Name/Value pair in Patch:
         if Value is null:
           if Name exists in Target:
             remove the Name/Value pair from Target
         else:
           Target[Name] = MergePatch(Target[Name], Value)
       return Target
     else:
       return Patch

Parmi les points à noter, le fait qu'un patch qui n'est pas un objet JSON (par exemple un tableau) va toujours remplacer l'intégralité de la ressource cible, ou le fait qu'on ne peut pas modifier une partie d'une ressource cible qui n'est pas elle-même un objet (il faut la changer complètement).

Le patch va agir sur les valeurs, pas sur leur représentation. Ainsi, on n'a aucune garantie qu'il préservera l'indentation du texte JSON ou la précision des nombres. De même, si la ressource cible tire profit des faiblesses de la norme JSON, elle peut ne pas sortir intacte : par exemple, si la ressource cible a plusieurs membres qui ont la même clé (ce qui n'est pas formellement interdit en JSON mais donne des résultats imprévisibles).

Un exemple plus détaillé de patch JSON se trouve en section 3. On part de ce document :

{
       "title": "Goodbye!",
       "author" : {
         "givenName" : "John",
         "familyName" : "Doe"
       },
       "tags":[ "example", "sample" ],
       "content": "This will be unchanged"
}

Et on veut changer le titre, ajouter un numéro de téléphone, retirer le nom de famille de l'auteur, et retirer l'élément sample du tableau tags. On envoie cette requête :

PATCH /my/resource HTTP/1.1
Host: example.org
Content-Type: application/merge-patch+json

{
       "title": "Hello!",
       "phoneNumber": "+01-123-456-7890",
       "author": {
         "familyName": null
       },
       "tags": [ "example" ]
}

Et on obtient ce document :

{
       "title": "Hello!",
       "author" : {
         "givenName" : "John"
       },
       "tags": [ "example" ],
       "content": "This will be unchanged",
       "phoneNumber": "+01-123-456-7890"
}

Notez qu'il a fallu remplacer complètement le tableau tags : il n'y a pas de mécanisme pour retirer juste un élément du tableau (comme expliqué au début). Des tas d'exemples figurent dans l'annexe A, si vous voulez écrire une suite de tests.

Le type MIME application/merge-patch+json figure désormais dans le registre IANA (cf. section 4 du RFC), aux côtés de l'équivalent XML décrit dans le RFC 7351, application/xml-patch+xml.

Le projet Homenet de l'IETF est très ambitieux. Il s'agit de définir une architecture et des protocoles pour des réseaux IPv6 à la maison. Non seulement tout doit marcher « tout seul » (on ne peut pas demander à M. Michu de lire le RFC, ou même la documentation) mais en outre le groupe de travail Homenet prévoit deux innovations principales par rapport aux réseaux IPv4 des maisons actuelles : un inter-réseau à la maison (plusieurs réseaux séparés par des routeurs) et pas de NAT, la plaie des communications actuelles. Ce premier RFC du groupe de travail Homenet décrit l'architecture générale envisagée.

La tendance générale dans les maisons modernes est à la prolifération des équipements électroniques. Si toutes les maisons ne connaissent pas encore la situation de la célèbre Maison qui tweete, il n'y a pas de doute que les vingt dernières années ont vu un changement de modèle avec le passage de « à la maison, un ordinateur et un seul, connecté au réseau » à « deux ou trois dizaines d'équipements électroniques dont beaucoup sont connectés au réseau, au moins de temps en temps ». Entre les smartphones, les compteurs intelligents, l'Arduino qui arrose les plantes, la box, le PC du joueur de jeu vidéo, les tablettes de tout le monde, et la télé connectée, on atteint vite un nombre de machines connectées bien supérieur à la totalité de l'Arpanet du début. Il y a bien longtemps qu'il n'y a plus assez d'adresses IPv4 pour tout ce monde. L'architecture typique aujourd'hui (pas réellement documentée, car jamais vraiment réfléchie et étudiée) est d'un réseau à plat (pas de séparation des machines, tout le monde est sur la même couche 2), avec numérotation des équipements avec les adresses IPv4 privées du RFC 1918 et connexion à l'Internet via un unique FAI. Homenet vise au contraire des réseaux IPv6 (IPv4 peut continuer à tourner sur un réseau Homenet mais à côté, car Homenet ne prévoit rien de particulier pour lui), non gérés (M. Michu...) et connectés à plusieurs FAI, pour la résilience, pour compenser les faiblesses ou manques d'un FAI par un autre (bridage de YouTube, par exemple...) ou tout simplement parce que des tas d'offres de connectivité sont disponibles (pensez au smartphone qui a le choix entre la 3G et le WiFi).

Homenet ne sera pas un protocole unique. L'idée du projet est d'analyser ce qui existe, de réutiliser autant que possible les protocoles existants et testés, et d'identifier ce qui manque, pour pouvoir ensuite l'ajouter. Homenet se focalise sur la couche 3 et quelques services indispensables, comme la résolution de noms. Les protocoles physiques sous-jacents sont tous acceptés, du moment qu'IPv6 peut tourner dessus.

L'explosion du nombre d'équipements connectés est déjà largement une réalité (donnant naissance à des slogans plus ou moins pipeau comme « Internet des objets »). Le routage interne (plusieurs réseaux à la maison, séparés par des routeurs) est par contre encore embryonnaire. Mais Homenet vise le futur (ce qui explique aussi pourquoi les questions liées à IPv4 ne sont pas abordées, cf. section 3.2.3). À noter qu'il existe déjà une description du routeur IPv6 idéal pour la maison, dans le RFC 7084.

Comme tout document d'architecture, le RFC Homenet commence avec de la terminologie (section 1.1). Ainsi, la frontière (border) est l'endroit où on change de domaine administratif et où on applique donc les règles de sécurité (filtrage, par exemple). Chaque réseau derrière une frontière se nomme un royaume (realm). Le CER (Customer Edge Router) est le routeur qui est à la frontière. Il peut y en avoir plusieurs (un point important de Homenet, qui avait été chaudement discuté, est que Homenet doit gérer le cas où il y a plusieurs FAI). Homenet prévoit plusieurs routeurs à la maison et le réseau des invités (guest network) est un réseau interne conçu pour les visiteurs et n'ayant pas forcément accès à tous les services du réseau de la maison (pour pouvoir fournir un accès WiFi à vos invités sans qu'ils puissent fureter dans votre collection de sex tapes sur le NAS). Si FQDN est bien connu, Homenet utilise aussi le sigle LQDN (Locally Qualified Domain Name, un nom qui n'a de signification que local).

Attaquons maintenant le problème de créer des homenets. La section 2 fait le point des différences entre IPv4 et IPv6 qui vont avoir un impact sur le réseau à la maison (ou dans le petit bureau d'une petite organisation). Premièrement (section 2.1), IPv6 permet d'avoir plusieurs réseaux à la maison. C'est possible également en IPv4, mais uniquement avec des adresses privées, on a rarement des préfixes IPv4 assez grands pour les découper finement. En revanche, IPv6 permettrait de faire plus facilement des réseaux multiples, par exemple pour séparer le réseau des invités, ou bien pour avoir un réseau de l'employeur, étendu à la maison via un VPN, mais séparé du réseau personnel. Une autre raison pour le multi-réseaux est que les technologies de couche 1 et de couche 2 deviennent de plus en plus hétérogènes, notamment en raison de l'apparition de techniques dédiées aux objets limités (peu de puissance électrique, peu de capacités de calcul, etc). Des écarts de trois ordres de grandeur (de 1 Mb/s à 1 Gb/s) sont courants aujourd'hui et tendent à s'élargir. Pour éviter d'aligner Ethernet sur le plus grand dénominateur commun de ces réseaux limités (RFC 7102), il faut bien partitionner en plusieurs réseaux IP et router entre eux.

Cela implique d'avoir un préfixe IPv6 plus général qu'un /64. Le /64 permet un nombre colossal d'adresses mais ne permet qu'un seul préfixe, donc qu'un seul réseau, en tout cas tant qu'on garde l'auto-configuration sans état du RFC 4862. C'est pour cela que le RFC 6177 recommande d'allouer à M. Michu des préfixes suffisants pour tous ses usages, y compris futurs.

Donc, avoir plusieurs réseaux IP à la maison serait très bien. Mais ce n'est pas trivial. Il faut allouer ces préfixes (rappelons que le réseau à la maison n'est pas géré, M. Toutlemonde ne va pas installer un logiciel d'IPAM et concevoir un plan d'adressage). Et les mécanismes existants pour le réseau sans configuration (comme le mDNS du RFC 6762) ne fonctionnent pas en multi-réseaux (ils dépendent de la diffusion, qui s'arrête au premier routeur rencontré).

Deuxième propriété importante d'IPv6, la possibilité d'avoir des adresses uniques au niveau mondial et donc l'élimination du NAT (section 2.2). C'est à la fois une chance formidable de retrouver la communication directe de bout en bout qui a fait le succès de l'Internet, et aussi un risque car tout trafic sur l'Internet n'est pas souhaitable, et beaucoup d'engins connectés ont une sécurité... abyssale (imprimantes ou caméras avec des mots de passe par défaut, et jamais changés). Une connectivité de bout en bout nécessite une meilleure sécurité des machines, ou alors des pare-feux IPv6 protégeant le réseau. S'agissant de ces pare-feux, notre RFC Homenet note qu'il faut distinguer adressabilité et joignabilité. IPv6 fournit l'adressabilité (toute machine, si humble soit-elle, a une adresse IP unique) mais on ne souhaite pas forcément la joignabilité (je ne veux pas que le voisin se connecte à ma caméra IP).

À noter qu'il existe un débat très chaud à l'IETF concernant les recommandations à faire pour la politique de sécurité par défaut d'un pare-feu à la maison. Les RFC 4864 et RFC 6092 discutent des mérites comparés des politiques « bloquer tout par défaut, sauf quelques exceptions » et « autoriser tout par défaut, avec quelques exceptions ».

Bien sûr, une des nouveautés les plus spectaculaires d'IPv6 est la disponibilité d'un grand nombre d'adresses. Mais on oublie souvent une autre nouveauté, le fait qu'avoir plusieurs adresses IP n'est plus un bricolage spécial, mais devient la norme (section 2.3). Cela entraine des questions nouvelles comme « quelle adresse IP source choisir pour les connexions sortantes ? » (RFC 6724).

IPv6 permet de disposer d'adresses purement locales (section 2.4 de notre RFC), attribuées sans référence à un registre central, les ULA (Unique Local Addresses, RFC 4193 et RFC 7084 pour leur usage dans les CER). Comme M. Michu n'a typiquement pas d'adresses IP à lui, les adresses externes de sa maison ou de sa petite association seront sans doute des adresses attribuées par le FAI. Pour la stabilité, il est donc recommandé d'y ajouter des ULA, qui permettront aux machines locales de se parler en utilisant toujours les mêmes adresses, même en cas de changement de FAI. Comme toutes les adresses privées, les ULA isolent des changements extérieurs. Par contre, elles n'impliquent pas de faire du NAT, même pas du NAT IPv6 (RFC 6296). La machine est censée utiliser son ULA lorsqu'elle communique avec le réseau local et une adresse publique lorsqu'elle communique avec l'extérieur (c'est le comportement par défaut si le RFC 6724 a été implémenté correctement sur la machine). Homenet déconseille donc toute forme de NAT IPv6, même celle du RFC 6296 (pourtant bien meilleure techniquement que le NAT d'IPv4).

Un autre avantage des ULA est que les machines qui n'ont pas besoin de communiquer avec l'extérieur (une imprimante, par exemple), n'ont pas besoin d'adresse publique et peuvent donc se contenter de l'ULA.

Dans les réseaux IPv4, on voit parfois des équipements exposer leur adresse IPv4 à l'utilisateur, par exemple pour pouvoir la changer manuellement. Les adresses IPv6 étant plus longues, plus difficiles à mémoriser et plus aléatoires d'apparence, cette pratique est déconseillée pour Homenet (section 2.5). Pas touche aux adresses !

Enfin, dernier point spécifique à IPv6, le fait que certains réseaux seront peut-être seulement en IPv6. Si on part de zéro aujourd'hui (déploiement greenfield en anglais), il n'y a guère de raison de mettre de l'IPv4. Ne faire que de l'IPv6 simplifie le réseau et sa gestion, par contre cela implique que chaque machine sache tout faire en IPv6 (par exemple, il existe des systèmes qui ont une gestion d'IPv6 complète, sauf pour les résolveurs DNS qui doivent être accessibles en IPv4). Évidemment, même si le réseau local peut être entièrement IPv6, il faudra encore, pendant un certain temps, communiquer avec des machines purement IPv4 et donc déployer des solutions de coexistence comme celle du RFC 6144.

Sur ce, la section 2 du RFC Homenet est terminée. Vous savez désormais ce qu'il faut savoir d'important sur IPv6, place aux principes d'architecture de Homenet en section 3. Comment construire des réseaux IPv6 à la maison avec les techniques IPv6 ? Et ce avec des engins variés, connectés en une topologie quelconque, sans configuration manuelle ou, en tout cas, sans qu'elle soit obligatoire ? La section 3.1 pose les principes de base :

• Autant que possible, réutiliser des protocoles existants. Homenet est ambitieux mais conservateur.
• Imposer le moins de changements possibles aux machines, routeurs ou machines terminales.

Les topologies (façons dont les réseaux qui forment le homenet sont connectés) doivent pouvoir être quelconques (section 3.2). Les utilisateurs vont sans doute connecter sans réfléchir et on ne veut pas leur imposer des règles comme « ne pas faire de boucles » ou « le réseau doit avoir une topologie strictement arborescente ». Le réseau doit continuer à fonctionner tant qu'il n'est pas physiquement partitionné. Par exemple, si deux commutateurs sont connectés en une boucle, le commutateur doit le détecter (en voyant son adresse MAC à l'extérieur) et réparer tout seul. Le réseau doit pouvoir être dynamique : il doit accepter non seulement l'ajout ou le retrait de machines mais également les changements dans la connectivité. Le RFC 7084 donne des idées de configurations qui doivent fonctionner. Parmi les propriétés d'un réseau qui ont une particulière importance :

• La présence ou non de routeurs internes (très rare à l'heure actuelle),
• Présence de plusieurs réseaux physiques interconnectés uniquement via l'Internet,
• Gestion du CER (Customer Edge Router) par l'utilisateur ou par le FAI (le RFC ne mentionne pas le cas plus compliqué où l'utilisateur doit utiliser le CER du FAI mais peut configurer certains aspects),
• Nombre de FAI (presque toujours un seul aujourd'hui mais cela pourrait changer, notamment pour avoir davantage de résilience),
• Et nombre de CER (il n'y en a pas forcément qu'un seul par FAI).

Le cas le plus commun aujourd'hui est un seul FAI, un seul CER, pas de routeurs internes. Le cas le plus simple dans le RFC est celui de la section 3.2.2.1 : un seul FAI, un seul CER mais des routeurs internes. (Les sections suivantes présentent des cas plus compliqués.)

Le multi-homing présente des défis spécifiques. Une partie du groupe de travail Homenet aurait préféré travailler sur des réseaux ayant un seul FAI, où la plus grande partie des services permettant de faire fonctionner le homenet aurait été fournie par le FAI. Cela simplifiait nettement le problème mais au prix d'une grosse perte d'indépendance pour l'utilisateur. Sans surprise, cette position était surtout défendue par les gens qui travaillent pour les FAI, ceux qui travaillent pour les fabriquants de routeurs préférant du multi-homing, avec plein de routeurs partout. Le multi-homing reste relativement simple s'il n'y a qu'un seul CER, connecté aux différents FAI. Des fonctions comme la sélection d'un FAI en fonction de l'adresse IP source peuvent être entièrement gérées dans le CER. S'il y a plusieurs CER, il faut que chaque machine choisisse le bon CER de sortie. « Bon » au sens qu'il doit être cohérent avec l'adresse IP source (utilisation des adresses du préfixe du FAI) pour éviter le filtrage par les techniques anti-usurpation dites BCP 38 (RFC 2827 et RFC 3704). La question du multi-homing est récurrente à l'IETF et mène souvent à des solutions assez complexes, peut-être trop pour le homenet. Par exemple, une solution possible serait de faire tourner les protocoles de routage sur toutes les machines, de façon à ce que même les machines terminales apprennent les routes et sachent quel routeur contrôle quel réseau. Le RFC 7157 décrit une solution plus simple (qui évite la traduction d'adresses du RFC 6296, déconseillée pour le projet Homenet). Il y a aussi d'utiles techniques qui sont entièrement dans les machines terminales, sans mettre en jeu le réseau, comme SHIM6 (RFC 5553), MPTCP (RFC 6824) ou les globes oculaires heureux du RFC 6555.

Parmi les pièges du multi-homing, le RFC note que certains des FAI peuvent ne pas fournir une connectivité complète. Un exemple est celui du télé-travailleur où le réseau local est multihomé vers l'Internet et vers le réseau de l'employeur, via un VPN, et où le réseau de l'employeur ne donne pas accès à tout l'Internet. Homenet ne fournit pas de solutions à ce sous-problème. (Un autre cas où il se pose, plus polémique et non cité par le RFC, est celui où l'un des FAI bride, filtre ou censure, en violation de la neutralité.)

Le réseau à la maison doit évidemment être entièrement auto-configuré, puisqu'on ne souhaite pas que M. Toutlemonde soit obligé de devenir administrateur réseaux (section 3.3). C'est plus facile à dire qu'à faire. Par exemple, il faut éviter que n'importe quelle machine qui se trouve passer dans les environs puisse rejoindre le réseau alors que sa présence n'est pas souhaitée. L'utilisateur doit donc avoir un moyen simple de tenir à distance les importuns et donc de dire « cette machine est bienvenue ». Il y a d'intéressants problèmes d'interface utilisateur ici... Un exemple d'un moyen simple est la pression quasi-simultanée de deux boutons, un sur la nouvelle machine qui arrive et un sur le routeur.

En parlant de sécurité et de « eux » et « nous », il faudra bien que le homenet soit conscient de l'étendue de son royaume afin, par exemple, d'appliquer des politiques de sécurité différentes entre les communications internes et externes. Sans compter les frontières à l'intérieur même de la maison, comme entre le réseau des enfants et l'extension virtuelle du réseau de l'entreprise de Maman. Comme souvent, le RFC demande que cela soit automatique, mais avec possibilité de changement manuel si on a une configuration très spéciale.

Et l'adressage (section 3.4) ? Ah, c'est une question compliquée. D'abord, le homenet sera dépendant de ce que lui aura alloué le ou les FAI. Espérons qu'ils suivent les politiques du RFC 6177 et lui donnent donc assez d'adresses et en tout cas plus que le pauvre /64 que certains FAI distribuent aujourd'hui à leurs abonnés, et qui ne leur permet pas d'avoir facilement plusieurs réseaux à la maison. Le RFC 6177 n'imposant plus une longueur unique aux allocations, le homenet récupérera peut-être un /60, un /56 ou un /48 (notre RFC recommande un /56 ou plus général). Le protocole de récupération du préfixe sera sans doute celui du RFC 3633. Il permet au homenet de solliciter une certaine longueur de préfixe, mais sans garantie que le FAI ne lui enverra pas un préfixe plus spécifique. Là encore, la délégation de préfixe peut échouer (si la liaison avec le FAI est coupée) et le homenet doit donc pouvoir fonctionner seul, y compris pour son adressage. Une nouvelle raison d'utiliser les ULA. Rappelez-vous que ce RFC est juste une architecture, il ne définit pas en détail les protocoles utilisés, mais il note ici qu'il faudra sans doute une et une seule méthode de délégation de préfixe, pour que tous les routeurs du réseau local soient d'accord sur les adresses à utiliser.

Il est préférable que les préfixes utilisés en interne soient stables, et notamment survivent au redémarrage des routeurs. Cela implique un mécanisme de stockage permanent des données sur les routeurs, ainsi que, de préférence, un moyen de tout remettre à zéro s'il y a une reconfiguration significative.

À propos de stabilité, il faut noter que, bien qu'elle facilite nettement le fonctionnement du réseau, elle a aussi des inconvénients en terme de vie privée. Si le préfixe alloué à un client du FAI reste stable, il aura à peu près le même effet qu'une adresse IPv4 fixe : les machines avec qui communique le client pourront voir que plusieurs requêtes viennent de la même maison. Le NAT (en IPv4) ou les extensions de vie privée (en IPv6, cf. RFC 8981) n'aident pas contre cette indiscrétion.

La section 3.5 discute ensuite de la question du routage interne. En effet, une des nouveautés du projet Homenet est de considérer qu'il y aura des routeurs internes et donc du routage à faire entre les différents réseaux de la maison. Là encore, tout doit se configurer tout seul donc il faudra problablement choisir un protocole de routage dynamique, de préférence un protocole existant et déjà testé, mais qui tient compte des exigences particulières de Homenet (par exemple le peu de ressources matérielles des routeurs internes).

Que des gros problèmes compliqués, non ? Chacun d'entre eux a déjà de quoi distraire une équipe d'ingénieurs pendant un certain temps. Mais ce n'est pas fini. La section 3.6 s'attaque à la sécurité. Le problème est difficile car on ne veut évidemment pas que les voisins récupèrent les selfies qu'on a laissés sur l'appareil photo connecté, mais on veut également une grande simplicité de configuration (voire zéro configuration), ce qui va généralement mal avec la sécurité. La disparition souhaitée du NAT ajoute en outre une nouvelle composante au problème. Il sera difficile d'éviter une réflexion sur la sécurité des machines (abyssalement basse, aujourd'hui), la protection offerte par le réseau ayant ses limites (surtout si on veut que chaque brosse à dents puisse communiquer sur l'Internet). L'un des buts d'Homenet est de rétablir le principe des communications de bout en bout (RFC 2775). Mais cela ne signifie pas open bar pour tout le trafic et notre RFC distingue donc bien le fait d'être mondialement adressable (adresse IPv6 unique) et celui d'être mondialement joignable (n'importe quel script kiddie peut tenter une attaque sur la brosse à dents IP). Le RFC 4864 proposait un modèle de sécurité fondé sur un pare-feu protégeant le périmètre, considérant qu'on ne pouvait pas espérer que toutes les machines soient sécurisées. La polémique se concentre évidemment sur la politique par défaut de ce pare-feu. On sait bien que très peu de gens changeront cette politique donc elle a une importance cruciale. Un blocage par défaut (default deny) ferait retomber dans les problèmes du NAT où des tas d'applications (serveur auto-hébergé, pair-à-pair) sont interdites, sauf à déployer des techniques d'ouverture de pare-feu comme UPnP ou le PCP du RFC 6887. Le RFC 6092 ne suivait donc pas cette approche du « interdit par défaut », et recommandait que, même si elle était choisie, il soit facile de revenir à un mode d'autorisation par défaut, celui qui permet l'innovation et le déploiement de nouveaux services. La question continue à susciter d'innombrables discussions à l'IETF et il est clair qu'il n'existe pas de consensus entre les partisans du « interdit par défaut » et ceux du « autorisé par défaut ».

Par contre, il est certain que, comme indiqué plus haut, tout trafic n'est pas souhaitable. Le principe fondateur de connectivité de bout en bout, c'est « deux machines qui le souhaitent doivent pouvoir communiquer directement », pas « je dois supporter n'importe quel trafic qu'un crétin quelconque veut m'envoyer ». Par exemple, comme indiqué plus haut, on peut souhaiter isoler le trafic du réseau des invités. Filtrer à la frontière sera donc toujours nécessaire.

Est-ce que le NAT ou les pare-feux actuels assurent cette fonction de manière satisfaisante ? Pour le NAT, clairement non. Pour les pare-feux, la religion actuelle des pare-feux (auditeurs ignorants qui vous reprochent de ne pas avoir de pare-feu devant un serveur Internet public, managers qui croient qu'ils ont traité les problèmes de sécurité en installant une boîte noire très chère marquée en gros Firewall...) ne peut pas masquer les innombrables problèmes de sécurité qui affectent les utilisateurs pourtant situés derrière un pare-feu (distribution de malware par le courrier, par exemple). Une des plus grosses faiblesses de la religion du pare-feu est qu'elle suppose que les méchants sont uniquement à l'extérieur : résultat, la compromission d'une seule machine à l'intérieur suffit à annuler l'effet du pare-feu. Donc, la situation actuelle n'est pas satisfaisante. Néanmoins, pour un réseau typique, on peut difficilement se passer aujourd'hui du pare-feu. Autant on peut sécuriser un serveur Internet sérieux, géré par des professionnels, autant on ne peut pas compter sur les innombrables objets connectés : la plupart d'entre eux ont zéro sécurité (serveur Web d'administration activé par défaut, avec un mot de passe identique pour toutes les machines et jamais changé, et un CGI écrit en bash pour faire bonne mesure). Il est donc nécessaire que la sécurité soit assurée en dehors de ces machines, par un pare-feu. Donc, avoir cette fonction de protection, ainsi que la politique « tout interdit sauf ce qui est autorisé » (même si elle n'est pas activée par défaut) est utile, comme demandé par le RFC 7084. Cela ne doit pas faire oublier qu'il faut aussi pouvoir permettre aux machines du réseau de communiquer, lorsqu'elles en ont besoin.

Autre grande question des systèmes répartis, le nommage (section 3.7). Il ne fait pas de doute que Jean-Michu Toutlemonde préférera des noms parlants et surtout stables, aux adresses IPv6. À chaque changement de FAI, le préfixe IPv6, et donc les adresses, changera, alors que les noms resteront. Il faut donc des noms et, comme toujours dans le projet Homenet, que ces noms puissent être attribués sans administration explicite (à part éventuellement la saisie du nom dans une interface simple ; les autres machines devront s'attribuer un nom unique automatiquement). D'autre part, il faudra pouvoir découvrir des services (par exemple, une imprimante, ou bien un NAS), typiquement via une interface graphique qui affichera tous les services trouvés dans le réseau. Les protocoles existants à cette fin (comme celui du RFC 6763) sont typiquement mono-réseau et fonctionnent en criant à la cantonade « Y a-t-il une imprimante dans la salle ? » Avec les homenets composés de plusieurs réseaux, il faudra une autre approche.

En parlant de découverte de service, il est important de faire une distinction entre résolution (lookup) et découverte (discovery). La première consiste à trouver les informations (comme l'adresse IP) à partir d'un nom connu et existant. La seconde à trouver des noms (s'il y en a) correspondant à un certain critère. Homenet va avoir besoin d'un service de noms fournissant ces deux fonctions. Il est évidemment souhaitable, en application du principe qu'Homenet doit réutiliser autant que possible les protocoles existants, que cela soit le DNS (ou une variante comme celle du RFC 6762). Notre RFC voudrait même en plus qu'on puisse utiliser DNSSEC (RFC 4033) ce qui est très souhaitable pour la sécurité, mais tout en gardant cette absence de configuration, ce qui va être difficile.

D'autre part, on voudrait pouvoir utiliser un espace de nommage public, celui des noms de domaine, mais tout en gardant l'aspect « zéro configuration ». La question « un espace de noms ou plusieurs » n'est pas tranchée par ce RFC. Si on veut accéder aux engins de la maison depuis l'extérieur, il faudra bien utiliser l'espace public et unique (celui d'aujourd'hui, là où se trouvent les noms comme www.potamochère.fr, qui marchent sur toute la planète). Si les noms dans cet espace public dépendent du FAI (par exemple jean-jacques.michu.free.fr), l'utilisateur dépendra de son FAI. Le RFC souhaite donc qu'Homenet fonctionne avec des noms de domaine personnels, qui assurent à l'utilisateur son indépendance. Même dans le cas où on a des noms mondiaux, le RFC demande qu'on puisse avoir en plus un espace de noms purement local, qui ne fonctionne que sur le homenet (de la même façon qu'il recommande des adresses IPv6 publiques et des ULA). Le TLD .local ne convient pas forcément à cet usage car il est lié à un protocole particulier (le mDNS du RFC 6762). Il faudra donc un nouveau TLD pour les homenets multi-réseaux (ou bien attendre une éventuelle extension de mDNS, dont le RFC ne parle pas). Une fois le nouveau TLD défini (.sitelocal ? .home ?), les noms dans ce TLD seront des ALQDN (Ambiguous Local Qualified Domain Name), des noms ambigus car plusieurs réseaux pourront utiliser le même (par exemple Jean-Jacques Michu et Jennifer Michu auront tous les deux un michu.sitelocal). Ces noms sont casse-gueule car on ne peut jamais exclure qu'un utiliseur ne mémorise un tel nom lorsqu'il est sur un des réseaux et l'utilise après sur un autre réseau où cela ne marchera pas ou, pire, où cela l'entrainera sur un autre service que celui attendu. Une façon de résoudre le problème est d'avoir des ULQDN (Unique Locally Qualified Domain Name) où le deuxième composant du nom (avant .sitelocal) serait une chaîne de caractères unique, par exemple en condensant l'ULA. Cela peut être généré automatiquement, et survivre aux redémarrages. Ainsi, on peut obtenir un nom unique, avec quasiment aucun risque de collisions, sans faire appel à un registre central. Cela résoudrait le problème de l'accès depuis l'extérieur. Mais le RFC oublie de dire que ces noms ne seront pas très conviviaux... (04619d3973addefca2be3.sitelocal ?). Et si on ne faisait pas appel à un TLD comme .sitelocal mais qu'on utilisait simplement des noms courts comme pc-jean-jacques ou printer ? Le problème de ces noms est le risque de collision avec, par exemple, un TLD délégué (que se passe-t-il si l'ICANN délègue .printer ?)

Enfin, parmi les autres innombrables détails qui compliquent le déploiement d'un joli système de nommage pour le homenet, le RFC note que ce système doit continuer à fonctionner même si le réseau est déconnecté de l'Internet (et ne peut donc pas joindre les serveurs racine du DNS). Cela va à l'opposé de l'approche de la plupart des « objets intelligents » qu'on vend au gogo aujourd'hui et qui sont presque tous dépendants d'un cloud lointain à qui ils envoient systématiquement toutes les données. Et il y a le problème des engins mobiles qui peuvent être connectés à un homenet puis se déplacer pour un autre. On voudrait évidemment qu'ils gardent le même nom, mais ce n'est pas évident (DNS dynamique du RFC 2136 ?).

Pour terminer cette longue liste de problèmes à résoudre, la section 3.8 du RFC traite des problèmes divers. Par exemple, la gestion opérationnelle du réseau. Comme on veut un réseau sans administrateur et qui s'organise tout seul, cette activité de gestion doit être facultative. Mais il peut y avoir des tâches optionnelles, par exemple pour l'utilisateur avancé, ou pour celui qui a des exigences de sécurité fortes et veut donc durcir la configuration par défaut. Au minimum, même si l'utilisateur ne change rien, il aura peut-être envie de regarder (en mode « lecture seule ») son réseau, voir les machines connectées, le trafic (un seul ado abonné à Netflix à la maison peut sérieusement stresser le réseau, croyez-moi), les pannes, l'état de certains services (« NAS plein à 98 % », merci BitTorrent).

Enfin, pour clore le RFC, la section 3.9 revient sur les problèmes qui sont déjà résolus par IPv6 et sur ceux qu'il faudra résoudre. Le principe d'Homenet est de réutiliser, autant que possible, les protocoles existants de la famille IPv6. Mais il faudra bien développer de nouveaux protocoles pour les cas qui sortent du possible actuel. Le routage de base est, selon le RFC, bien traité à l'heure actuelle (bientôt OSPF à la maison...) Le cas du multi-homing avec plusieurs routeurs de sortie est plus compliqué, et nécessitera sans doute des extensions aux protocoles de routage.

À noter que Homenet a un futur protocole de distribution d'information, HNCP (Home Networking Control Protocol, pas encore de RFC publié), qui pourra servir de base à des mécanismes de distribution des routes.

Autre problème pas vraiment résolu, les protocoles de résolution (RFC 6762) et de découverte de services (RFC 6763) ne fonctionnent que sur un réseau où la diffusion à tous est possible. Dans un environnement multi-réseaux comme Homenet, il faudra utiliser leurs extensions, actuellement en cours de développement.

Dernier problème ouvert, pour les ambitieux qui ont des idées : découvrir automatiquement les frontières du réseau, où se termine la maison et où commence le monde extérieur. On l'a dit, Homenet est un projet très ambitieux, régulièrement critiqué comme trop ambitieux et traitant trop de choses à la fois.

Quelques bons articles à lire :

• Sur l'automatisation de la maison, les excellents et très concrets exposés de Nathalie Trenaman comme IPv6 at Home.
• Un article généraliste sur la maison qui tweete et l'exposé de son architecte à la Journée du Conseil Scientifique de l'AFNIC.
• Un article de synthèse très bien fait et très rigolo.
• Un très bon interview stratégique de Mark Townsley, président du groupe de travail Homenet. « The homenet working group focuses on home networks with IPv6. The task of the working group includes producing an architecture document that outlines how to construct home networks involving multiple routers and subnets, i.e. multi-homing with IPv6. » Il insiste sur les oppositions à Homenet et sur les contestations dans le groupe de travail, entre ceux qui voulaient que le réseau à la maison soit une simple extension de celui du FAI et ceux qui voulaient un réseau autonome « The limit from the operator’s perspective seems to be that the user can have one two or maybe three routers with one ISP connection and a backup or VPN connection, and thats about it. [...] There has always been this tug-of-war between what the operator will provide as a supported configuration and what the users will make happen on their own if the ISP doesn’t provide it. We’re seeing a bit of that in the Working Group now. ».
• Une excellente présentation générale, du même auteur.

Et, côté mise en œuvre, le projet Hnet.

Le protocole XMPP (surtout connu par son utilisation dans la messagerie instantanée) peut fonctionner directement au-dessus de TCP. Mais pas mal de middleboxes se permettent de bloquer les protocoles inconnus et leur liste de protocoles connus est bien courte. XMPP a donc une adaptation à HTTP, lui permettant de tourner sur ce protocole. Mais la sémantique de HTTP, requête/réponse, ne convient guère à XMPP et les performances ne sont donc pas géniales. D'où ce nouveau RFC, qui adapte XMPP à WebSocket, lui permettant de tourner sur un protocole peu filtré, avec des meilleurs résultats que HTTP. La technique date de plusieurs années mais elle est maintenant normalisée.

XMPP est normalisé dans les RFC 6120 et RFC 6121. L'adaptation à HTTP, connue sous le nom de BOSH (Bidirectional-streams Over Synchronous HTTP) est décrite dans XEP-0124 et XEP-0206. Cette approche a fait l'objet de critiques (RFC 6202) notamment pour ses performances, comparées au XMPP natif (directement sur TCP).

Outre le problème des innombrables boîtiers situés sur le chemin et qui se permettent de bloquer certains protocoles, une limite de ce XMPP natif est liée au modèle « tout dans le navigateur Web ». Ces navigateurs peuvent exécuter du code récupéré sur le Web (code typiquement écrit en JavaScript) mais ce code a des tas de restrictions, notamment pour l'utilisation directe de TCP. Un client de messagerie instantanée écrit en JavaScript a donc du mal à faire du XMPP « normal ». D'où l'utilisation, peu satisfaisante, de HTTP. Mais, plutôt que d'utiliser le HTTP habituel, comme le faisait BOSH, on va utiliser WebSocket (RFC 6455). WebSocket fournit un service simple d'acheminement de messages, bi-directionnel, pour toutes les applications tournant dans un navigateur Web. Ce service est donc proche de celui de TCP (à part qu'il est orienté messages, au lieu d'acheminer un flux d'octets continu). XMPP sur WebSocket sera du XMPP normal, ayant les mêmes capacités que du XMPP sur TCP.

Attention à la terminologie : le mot anglais message n'a pas le même sens en WebSocket (où il désigne les unités de base de la transmission, équivalent des segments TCP) et en XMPP (où il désigne un type particulier de strophe, celles qui commencent par <message>). Dans ce RFC, « message » a le sens WebSocket.

WebSocket permet de définir des sous-protocoles (qui devraient plutôt être nommés sur-protocoles puisqu'ils fonctionnent au-dessus de WebSocket) pour chaque application. La définition formelle du sous-protocole XMPP est dans la section 3 de notre RFC. Le client doit inclure xmpp dans l'en-tête Sec-WebSocket-Protocol: lors du passage du HTTP ordinaire à WebSocket. Si le serveur renvoit xmpp dans sa réponse, c'est bon (ce xmpp est désormais dans le registre IANA des sous-protocoles WebSocket). Voici un exemple où tout va bien, le serveur est d'accord, le client fait donc du XMPP juste après :

Client:
GET /xmpp-websocket HTTP/1.1
Host: example.com
Upgrade: websocket
Connection: Upgrade
Sec-WebSocket-Key: dGhlIHNhbXBsZSBub25jZQ==
Origin: http://example.com
Sec-WebSocket-Protocol: xmpp
Sec-WebSocket-Version: 13

Server:
HTTP/1.1 101 Switching Protocols
Upgrade: websocket
Connection: Upgrade
Sec-WebSocket-Accept: s3pPLMBiTxaQ9kYGzzhZRbK+xOo=
Sec-WebSocket-Protocol: xmpp

Client:
<open xmlns="urn:ietf:params:xml:ns:xmpp-framing"
             to="example.com"
             version="1.0" />

Server:
<open xmlns="urn:ietf:params:xml:ns:xmpp-framing"
             from="example.com"
             id="++TR84Sm6A3hnt3Q065SnAbbk3Y="
             xml:lang="en"
             version="1.0" />

Chaque message WebSocket doit contenir un et un seul document XML complet (pas question de le répartir sur plusieurs messages), par exemple :

<message xmlns="jabber:client" xml:lang="en">
     <body>Every WebSocket message is parsable by itself.</body>
</message>

Ce point était un de ceux qui avaient fait l'objet du plus grand nombre de discussions à l'IETF. L'avantage de cette exigence est qu'elle simplifie le travail des programmeurs. Autrement, c'est très proche de ce que fait XMPP sur TCP, à quelques détails près, dans le reste de la section 3.

Du fait de la règle « uniquement des documents XML complets et bien formés », les clients XMPP sur WebSocket ne peuvent plus utiliser le truc traditionnel qui consistait à envoyer des espaces entre les strophes pour garder la connexion ouverte (section 4.6.1 du RFC 6120). À la place, ils doivent utiliser un mécanisme comme le ping XMPP de XEP 0199 ou la gestion de flots du XEP 0198. Pourquoi ne pas utiliser les services de ping de WebSocket lui-même (section 5.5.2 du RFC 6455) ? On en a le droit mais ce n'est pas obligatoire, en reconnaissance du fait que les navigateurs Web ne donnent en général pas accès à ce service aux programmes JavaScript.

Autre conséquence de cette règle « uniquement des documents XML complets et bien formés », on ne peut pas utiliser du XMPP chiffré avec TLS (cela serait vu comme du binaire, pas comme du XML bien formé). Si on veut sécuriser XMPP sur WebSocket, il faut lancer TLS avant, dans la session WebSocket (URI wss:, section 10.6 du RFC 6455).

Mais, au fait, comment un client sait-il qu'un service XMPP donné, mettons jabber.lqdn.fr, fournit du XMPP sur WebSocket ou pas ? Cette question fait l'objet de la section 4. L'idéal serait d'avoir l'information dans le DNS, de la même façon que le client XMPP classique découvre, dans le DNS, que pour communiquer avec bortzmeyer@jabber.lqdn.fr, il faut passer par le serveur iota.lqdn.fr :

% dig SRV _xmpp-server._tcp.jabber.lqdn.fr
...
;; ANSWER SECTION:
_xmpp-server._tcp.jabber.lqdn.fr. 3600 IN SRV 0 5 5269 iota.lqdn.fr.

Mais les pauvres scripts tournant dans les navigateurs n'ont hélas pas le droit de faire directement des requêtes DNS. Il faut donc une autre méthode d'indirection. La méthode officielle est d'utiliser les métadonnées du RFC 6415, avec les liens du RFC 8288. La relation à utiliser se nomme urn:xmpp:alt-connections:websocket et elle est décrite dans le XEP 0156. Pour l'adresse XMPP bortzmeyer@jabber.lqdn.fr, on va 1) envoyer une requête HTTP http://jabber.lqdn.fr/.well-known/host-meta 2) chercher dans le document récupéré un lien pour urn:xmpp:alt-connections:websocket. Si on trouve (c'est un exemple imaginaire) :

<XRD xmlns='http://docs.oasis-open.org/ns/xri/xrd-1.0'>
         <Link rel="urn:xmpp:alt-connections:websocket"
               href="wss://im.example.org:443/ws" />
</XRD>

C'est qu'il faut se connecter en WebSocket (avec TLS) à im.example.org.

Quelques petits mots sur la sécurité : la méthode de découverte repose sur le DNS, comme pour la méthode originale de XMPP, puisqu'on doit se connecter en HTTP donc faire une requête DNS pour le nom du service XMPP. On peut (et on devrait) sécuriser le tout avec TLS. Mais attention, les applications qui tournent dans un navigateur Web n'ont pas toujours les moyens de faire leur vérification du certificat et notamment la correspondance entre le sujet du certificat et le nom de service souhaité. Si le nom est le même pour WebSocket et XMPP (ce qui n'est pas le cas de l'exemple de découverte cité plus haut, et ne sera pas le cas si on sous-traite son service XMPP), le navigateur a déjà fait la vérification lors de la connexion TLS WebSocket et il faut lui faire confiance. Sinon, il faut faire confiance à la délégation citée plus haut (le XRD).

Pour le reste, c'est toujours du XMPP et les mécanismes de sécurité classiques de XMPP, comme l'authentification des utilisateurs avec SASL, suivent les mêmes règles.

Il existe déjà plusieurs mises en œuvre de XMPP sur WebSocket (reflétant la relative ancienneté du protocole). Côté serveur, elles peuvent être dans le serveur lui-même (Node-XMPP-Bosh qui, en dépit de son nom, fait aussi des WebSockets, un module pour ejabberd ou un autre pour Openfire) ou bien sous forme d'une passerelle qui reçoit le XMPP sur WebSocket et le transmet au-dessus de TCP vers le vrai serveur (comme celle de Kaazing ou wxg). Côté client, il y a les bibliothèques JavaScript Strophe, Stanza.io et JSJaC. Question documentation, il y a un livre que je n'ai pas lu.

De plus en plus de protocoles sur l'Internet dépendent d'une horloge correcte. L'époque où les machines étaient vaguement mises à une heure approximative, de façon purement manuelle, est révolue. Aujourd'hui, il est essentiel de connaître l'heure exacte, et cela implique des dispositifs automatiques comme NTP. C'est encore plus essentiel quand il s'agit de protocoles de sécurité, comme DNSSEC (pour déterminer si une signature a expiré) ou X.509 (pour savoir si un certificat est encore valable). Mais cette utilisation du temps comme donnée dans un protocole de sécurité pose elle-même des problèmes de sécurité : si un attaquant perturbe NTP, ne risque-t-il pas d'imposer une fausse heure, et donc de subvertir des protocoles de sécurité ? D'où le groupe de travail TICTOC de l'IETF, dont voici le premier RFC : le cahier des charges des solutions de sécurité pour les protocoles de synchronisation d'horloges, comme NTP. (Une solution pour NTP a ensuite été normalisée dans le RFC 8915.)

Deux de ces protocoles sont largement déployés aujourd'hui : un protocole IETF, NTP (RFC 5905) et PTP, alias IEEE 1588 (pas disponible en ligne, comme toutes les normes du dinosaure IEEE). NTP inclut des mécanismes de sécurité, une authentification par secret partagé (RFC 5905, notamment section 7.3) et une autre par clé publique (Autokey, RFC 5906). Par contre, si PTP a un mécanisme d'authentification expérimental (annexe K de la norme), celui-ci ne semble pas avoir été formalisé complètement. Les déploiements de PTP sont donc non sécurisés.

On ne part donc pas de zéro, en tout cas pour NTP, qui a déjà une bonne partie des mécanismes demandés par ce cahier des charges. Ce RFC vise (section 1) un public composé des auteurs de logiciels de synchronisation (pour s'assurer qu'ils mettent en œuvre correctement les mécanismes de sécurité normalisés) et des auteurs de normes (qui vont devoir ajouter des mécanismes de sécurité là où ils manquent). Il peut aussi être utile aux opérationnels, lorsqu'ils révisent ou auditent la sécurité de leur système de synchronisation d'horloges. À partir de questions simples, « quelles sont les menaces ? », « quels sont les coûts de la sécurité ? », « quelles sont les dépendances croisées (par exemple une authentification des serveurs de temps via un certificat dont l'usage dépend d'une horloge correcte) ? », le RFC va poser une liste d'exigences pour les solutions de sécurité.

Un petit mot sur la terminologie au passage : PTP et NTP n'ont pas le même vocabulaire mais l'analyse de notre RFC traite ensemble les deux protocoles et utilise donc un vocabulaire commun. Ainsi, les termes « maître » (master) et « esclave » (slave) servent pour PTP et NTP (bien qu'en NTP, on dise plutôt « serveur » et « client »). Un « grand-maître » (grandmaster) est une machine qui a un accès direct à une horloge, sans passer par le protocole réseau.

Donc, commençons par l'analyse des menaces (section 3). On se base surtout sur l'article de l'auteur du RFC, T. Mizrahi, « Time synchronization security using IPsec and MACsec » (ISPCS 2011). Mais le RFC contient d'autres références à lire.

D'abord, une distinction entre attaquants internes et externes. Les externes sont juste connectés au même Internet que leurs victimes, ils n'ont aucun privilège particulier. Les internes, par contre, soit ont accès à une partie des clés cryptographiques utilisées, soit ont un accès au réseau sur lequel se trouvent leurs victimes et peuvent donc mener certaines attaques. Ils peuvent par exemple générer du faux trafic qui a plus de chances se sembler authentique. Se défendre contre ces Byzantins sera donc plus difficile. Si aucun mécanisme de sécurité n'est déployé, les attaquants internes et externes ont les mêmes possibilités.

Autre distinction importante entre les attaquants, ceux capables d'être Homme du Milieu et les autres. Un homme du milieu est placé de telle façon qu'il peut intercepter les paquets et les modifier. Les autres peuvent injecter des paquets (y compris en rejouant des paquets qu'ils ont lu) mais pas modifier le trafic existant.

Maintenant, quelles sont les attaques possibles ? La section 3.2 en fournit une longue liste. Rappelez-vous que ce sont des attaques théoriques : beaucoup sont déjà empêchées par les techniques de sécurité existant dans NTP (si elles sont activées...) Un homme du milieu peut modifier les paquets, en changeant les informations sur le temps, donnant ainsi de fausses informations. Tout va sembler OK mais les ordinateurs vont s'éloigner de l'heure réelle. Un attaquant actif peut aussi fabriquer, en partant de zéro, un faux paquet, contenant ces fausses informations. Il peut se faire passer pour le maître, trompant ainsi les esclaves, ou pour un esclave, donnant des informations au maître qui vont lui faire envoyer une réponse erronée au vrai esclave. Là aussi, tout semblera marcher, les horloges seront synchronisées, mais l'information sera fausse. Si l'attaquant a du mal à modifier des paquets ou à les générer (par exemple en raison d'une mesure de sécurité), il peut aussi tenter de rejouer des paquets du passé qu'il aura copiés. Cela permet potentiellement de faire reculer les horloges des victimes.

Un autre moyen de se faire accepter comme le maître, au lieu d'usurper l'identité du vrai maître, est de tricher dans le processus de choix du maître. Par exemple, en PTP, le maître est choisi par un algorithme nommé BMCA (Best Master Clock Algorithm) et le tricheur peut donc arriver à se faire désigner comme maître (rappelez-vous que PTP n'a guère de sécurité).

Un attaquant homme du milieu peut aussi jeter les paquets (faisant croire qu'un maître n'est pas joignable) ou les retarder délibérement : ce retard peut permettre de modifier l'horloge, puisque les participants au protocole NTP utilisent le temps d'aller-retour pour calculer l'heure chez le pair. Certaines protections anti-rejeu (comme le fait de vérifier qu'on ne reçoit pas de copie d'un paquet déjà reçu) ne marchent pas contre cette attaque.

Certaines de ces attaques peuvent se faire par des moyens très divers, situés dans la couche 2 ou dans la couche 3 : ARP spoofing, par exemple.

Une solution évidente à bien des problèmes de sécurité est la cryptographie. Mais attention, elle ouvre la voie à de nouvelles attaques comme l'envoi de paquets mal formés qui mènent à des calculs cryptographiques très longs, réalisant ainsi une attaque par déni de service. Une autre attaque par déni de service moins sophistiquée serait de noyer la machine sous un volume énorme de paquets NTP ou PTP.

L'attaquant peut aussi viser le grand-maître : si ce dernier utilise le GPS, un attaquant qui peut envoyer des faux signaux GPS peut tromper le grand-maître, trompant en cascade tous les autres participants. Aucune défense située dans le protocole de synchronisation ne sera alors effective, puisque l'attaque a lieu en dehors de ce protocole. Elle échappe donc au groupe de travail TICTOC.

Bien sûr, il y a aussi des menaces exploitant une faille des programmes qui mettent en œuvre les protocoles, plutôt que des protocoles eux-mêmes, par exemple les attaques par réflexion utilisant NTP, lorsque le serveur accepte trop facilement des requêtes normalement utiles uniquement pour le débogage.

Plus sophistiquées (peut-être trop pour être utilisées en vrai), les reconnaissances d'un réseau conduites grâce aux protocoles de synchronisation d'horloge. Un attaquant, pour préparer de futures attaques, commence par reconnaître sa cible, chercher les machines, etc. Avec la synchronisation d'horloges, il peut, passivement, collecter des informations qui, par leur fréquence et leur contenu, permettent, entre autres, de fingerprinter des machines spécifiques.

Les attaques possibles sont résumées en section 3.3, avec un tableau qui indique pour chaque attaque l'impact (horloges complètement faussées, précision diminuée - mais l'horloge reste proche du temps réel, ou déni de service) et le type d'attaquant qui peut les effectuer (interne ou externe, devant être homme du milieu ou pas).

De cette liste d'attaques et de leurs caractéristiques, notre RFC va tirer un certain nombre d'exigences auxquelles devront se conformer les solutions de sécurité. Chacune de ces exigences aura un niveau d'impérativité (les MUST et SHOULD du RFC 2119) selon l'impact et selon le type d'attaquant. Par exemple, les attaques qui peuvent être faites par un attaquant externe sont plus graves (le nombre d'attaquants potentiels est plus élevé) et ont donc plus souvent un MUST (section 4 pour la discussion sur les niveaux). Notez que la solution n'est pas forcément interne au protocole de synchronisation d'horloges : utiliser IPsec ou IEEE 802.1AE est souvent une bonne solution.

La section 5 donne la liste des exigences elle-mêmes. La première est l'authentification : il FAUT un mécanisme d'authentification (vérifier que la machine est bien ce qu'elle prétend être) et d'autorisation (vérifier que la machine qui annonce être un maître en a le droit). Notamment, les esclaves doivent pouvoir vérifier les maîtres. Ces mécanismes doivent être récursifs, car les protocoles de synchronisation d'horloges passent souvent par des relais intermédiaires (en NTP, une machine de strate 3 ne reçoit pas directement l'horloge, mais le fait via la machine de strate 2 - le RFC 5906 avait inventé le terme de proventication, contraction de provenance et authentication pour décrire cette question). Cette authentification permet de répondre aux attaques par usurpation d'identité. Sans cela, des attaques triviales sont possibles.

Par contre, l'authentification des esclaves par les maîtres est facultative (MAY) car un esclave malveillant ne peut pas tellement faire de mal à un maître (à part peut-être le déni de service par l'afflux d'esclaves non autorisés) et qu'un esclave a peu de maîtres alors qu'un maître a beaucoup d'esclaves, dont l'authentification pourrait nécessiter trop de travail.

Le RFC impose aussi l'existence d'un mode « fermé » où seuls des pairs authentifiés peuvent participer (il existe sur l'Internet beaucoup de serveurs NTP publics, acceptant des connexions de la part d'inconnus).

Le RFC exige un mécanisme de protection contre les attaques d'un homme du milieu essayant de diminuer la qualité des données, par exemple en retardant délibérement des paquets. En NTP, c'est par exemple le fait d'avoir plusieurs maîtres.

Après l'authentification (et l'autorisation), l'intégrité des paquets : notre RFC exige un mécanisme d'intégrité, permettant de s'assurer qu'un méchant n'a pas modifié les paquets en cours de route. Cela se fait typiquement par un ICV (Integrity Check Value). La vérification de l'intégrité peut se faire à chaque relais (ce qui est plus simple), ou bien de bout en bout (ce qui protège si un des relais est un vilain Byzantin).

L'usurpation d'identité est ensuite couverte : le RFC exige (MUST) un mécanisme permettant d'empêcher un attaquant de se faire passer pour le maître. Comme son nom l'indique, le maître peut modifier les horloges des autres machines à volonté et empêcher une usurpation est donc critique. Le RFC impose en outre un mécanisme contre le rejeu (car ce sont des attaques triviales à monter) et un moyen de changer les clés cryptographiques utilisées (cela a l'air évident mais certains protocoles - comme OSPF, cf. RFC 6039 - sont très pénibles pour cela, et en pratique les clés ne sont pas changées).

Les demandes suivantes sont moins fortes, car concernant des attaques moins graves ou plus difficiles à faire. Par exemple, il faudrait, si possible (SHOULD), fournir des mécanismes contre les attaques par déni de service.

Enfin viennent les simples suggestions, comme de prévoir un mécanisme assurant la confidentialité des paquets. Comme aucune information vraiment secrète ne circule dans les messages de synchronisation d'horloges, cette suggestion est un simple MAY.

Ces exigences sont résumées dans la section 6, sous la forme d'un tableau synthétique.

La section 7 rassemble un ensemble de questions diverses sur la sécurité des protocoles de synchronisation d'horloge. Par exemple, la section 7.4 se penche sur les interactions entre cette synchronisation et des protocoles extérieurs de sécurité comme IPsec. La 7.5 expose un cas plus embêtant, le problème d'œuf et de poule entre la synchronisation d'horloges et des protocoles qui utilisent l'heure dans leurs mécanismes de sécurité. Par exemple, si on utilise TLS avec authentification X.509 à un moment quelconque pour se connecter, une horloge correcte est nécessaire (vérification de la non-expiration du certificat), alors que NTP n'est pas forcément déjà disponible. Il faut donc une horloge stable, pour ne pas trop dériver en attendant que NTP prenne le relais.

Enfin, la section 8 rappelle que le problème difficile de la distribution des clés n'est pas encore traité, que ce soit dans ce RFC ou dans les protocoles.

Voici un court exemple de sécurisation avec NTP. Je n'ai pas utilisé la technique Autokey du RFC 5906 mais la plus ancienne (voire archaïque), qui utilise des clés privées. L'un des avantages est la portabilité, on sait que cela va marcher sur tous les clients et serveurs NTP. Sur le serveur, je crée les clés :

% sudo ntp-keygen  -M     
Built against OpenSSL OpenSSL 1.0.1i 6 Aug 2014, using version OpenSSL 1.0.1j 15 Oct 2014
Generating new md5 file and link
ntpkey_md5_alarmpi->ntpkey_MD5key_alarmpi.3623647899

% sudo ln -s ntpkey_md5_alarmpi ntp.keys

% cat ntp.keys
...
11 SHA1 2db9278081f6b410cfb826317b87cf95d5b90689  # SHA1 key
12 SHA1 cc52f97bc43b6c43a4cbe446813f0c6c3bd54f7c  # SHA1 key

Et j'indique dans la configuration que je n'autorise (notrust) que les clients du réseau local, et s'ils s'authentifient avec la clé n° 11 :

keys /etc/ntp/ntp.keys
trustedkey 11
...
restrict default noquery nopeer nomodify notrap
...
restrict 2a01:e35:8bd9:8bb0:: mask ffff:ffff:ffff:ffff:: notrust

Avec une telle restriction, les clients qui ne s'authentifient pas ne reçoivent pas de réponse (même pas une réponse négative), ce qui rend les problèmes d'authentification difficiles à déboguer, d'autant plus que Wireshark n'indique apparemment nulle part si les paquets sont authentifiés ou pas. Côté client, il faut donc montrer patte blanche, d'abord copier les clés puis :

keys /etc/ntp/ntp.keys
trustedkey 11

server my-favorite-server key 11

Et, cette fois, le serveur répond et tout se passe bien.

Si vous voulez faire de l'Autokey (cryptographie à clé publique), vous pouvez consulter la documentation officielle ou bien, en français, l'article de Laurent Archambault (ou, en général, son cours NTP). Si, au lieu d'être sur Unix avec la mise en œuvre de référence ntpd, vous gérez un routeur Cisco, voyez en français cet article. Si vous utilisez le programme des gens d'OpenBSD, OpenNTPD, tant pis pour vous, il n'a aucun mécanisme de sécurité. Je n'ai pas trouvé de documents ANSSI sur la sécurisation des protocoles de synchronisation d'horloge. Le NIST a un service NTP authentifié (notez la complexité des procédures d'inscription !). Pendant longtemps, la référence en français était l'excellent article d'Alain Thivillon mais il est trop ancien aujourd'hui.

Le déploiement d'IPv6 continue, trop lentement, mais il continue et de plus en plus d'organisations font désormais fonctionner ce protocole. Ce document est une série de conseils sur le passage à IPv6 au sein d'une organisation (le RFC dit « enterprise » mais je ne vois pas de raison de traduire par « entreprise », ce qui limiterait arbitrairement aux organisations privées prévues pour faire gagner de l'argent à leurs actionnaires). Les précédents RFC de conseils sur le déploiement d'IPv6 ciblaient des organisations spécifiques (comme les opérateurs réseaux dans le RFC 6036), celui-ci s'adresse à toute organisation qui dispose d'un réseau et d'administrateurs pour s'en occuper (les particuliers, ou toutes petites organisations sans administrateurs réseaux, ne sont pas traités).

Bref, vous êtes l'heureux titulaire du titre d'administrateur réseaux dans une organisation qui est pour l'instant encore attardée et qui n'utilise que le protocole du siècle dernier, IPv4. Votre mission, que vous l'acceptiez ou pas, est de passer à IPv6, sachant en outre que vous n'avez probablement pas le droit d'abandonner complètement IPv4. Que faire ? Le RFC 4057 décrivait ces réseaux d'organisation, qui se distinguent du réseau SOHO par la présence d'administrateurs réseaux compétents et dévoués. Il s'agit donc de réseaux gérés, contrairement au réseau de la maison de M. Toutlemonde. Le, la ou les administrateurs réseau doivent gérer un réseau interne, comprenant des serveurs, des postes de travail, des imprimantes, et parfois des routeurs internes. Ce réseau est connecté à l'Internet via au moins un routeur. Plusieurs serveurs sont prévus pour être accessibles de l'extérieur, par exemple le serveur de courrier. Donc, pour résumer le cahier des charges :

• Déployer IPv6 sans casser IPv4, qui doit continuer à fonctionner,
• Perturber le moins possible le service. L'utilisateur professionnel veut que ça continue à marcher, les changements techniques indispensables (comme le passage à IPv6) doivent pouvoir être ignorés dans le cadre de son travail.

La pénurie d'adresses IPv4 a des conséquences même sur ceux qui s'obstinent à ne pas déployer IPv6. Par exemple, comme le note le RFC 6302, les serveurs Internet, face au déploiement de techniques comme le CGN, ne peuvent plus se contenter de journaliser l'adresse IP source de leurs clients, ils doivent aussi noter le port source. D'autre part, même si on croit pouvoir se passer d'IPv6, certains réseaux ont déjà de l'IPv6 sans le savoir (parce qu'il est activé par défaut sur beaucoup de systèmes) et cela a des conséquences de sécurité (cf. RFC 6104 pour un exemple et le RFC 7123 pour une vision plus générale de ce problème).

Notre RFC propose trois phases pour l'opération de déploiement :

• Préparation et détermination,
• Phase interne,
• Phase externe.

Les deux dernières ne sont pas forcément exécutées dans cet ordre. Par exemple, si on gère un site Web et que beaucoup de clients potentiels ont déjà IPv6, il est logique de commencer par la phase externe, doter ce site d'une connectivité IPv6. En outre, bien des applications de gestion, comme celles de comptabilité sont affreusement archaïques et n'auront pas IPv6 de si tôt, ce qui relativise l'urgence de la phase interne. D'un autre côté, bien des systèmes d'exploitation ont IPv6 par défaut, et le RFC 7123 note que cela pose des problèmes de sécurité qui mériteraient peut-être une attention immédiate, et donc une priorité à la phase interne. Autre cas où la phase interne doit sans doute passer en premier : si l'espace d'adressage du RFC 1918 commence à ne plus suffire ou bien si une fusion/acquisition a mené à assembler deux réseaux qui utilisaient les mêmes préfixes, entraînant un grand désordre et l'envie, chez l'administrateur réseaux, de se reconvertir comme affineur de fromage dans l'Hérault, ou de déployer IPv6. Comme le notait le RFC 6879, la fusion/acquisition de deux organisations est souvent une bonne occasion pour passer à IPv6, car fusionner deux réseaux IPv4 en adressage privé est toujours long et compliqué. Bref, chaque organisation va devoir déterminer ses priorités et décider de commencer, après la première phase de préparation, par la phase interne ou par l'externe. Autrefois, il y avait aussi la catégorie « c'est bien compliqué tout cela, est-ce que ça en vaut la peine ? » mais sa taille diminue. Certaines objections techniques qui étaient valables à une époque (RFC 1687) ont depuis été traitées.

Donc, maintenant, au travail, avec la première phase, Préparation & Détermination (section 2 du RFC). Le RFC recommande de nommer un « chef de projet professionnel ». Ce qui est sûr est qu'il faut gérer le projet sérieusement, car c'est après tout un changement important dans l'infrastructure, avec plein d'interdépendances. La phase de Préparation & Détermination va, entre autres, servir à décider si on priorise la Phase Interne ou la Phase Externe. La première phase découvrira sans doute des problèmes inattendus et elle se fera donc en plusieurs itérations (« zut, ce plan ne marchera pas, il faut en trouver un autre »).

D'abord, l'inventaire de l'existant. Il faut faire la liste des matériels en déterminant pour chacun s'il est prêt pour IPv6. Il y aura du matériel déjà prêt (au sens où il fait déjà tourner un système capable d'IPv6), du matériel qui pourra recevoir une mise à jour logicielle, et du matériel qu'il faudra remplacer car aucun système avec IPv6 n'existe pour ce matériel. Par exemple, les routeurs (sauf le bas de gamme) sont probablement prêts, mais les objets connectés (genre caméras ou imprimantes) ne le sont souvent pas.

Après le matériel, le logiciel. Il faut faire le tour des applications pour déterminer lesquelles passeront en IPv6 sans problèmes. Si certains logiciels ne sont pas prêts, il faut demander au vendeur. Je suis toujours surpris que les vendeurs expliquent leur manque d'IPv6 par l'argument « aucun client ne l'a demandé ». Parfois, bien sûr, le vendeur ment mais, parfois, les clients semblent effectivement d'une timidité maladive et n'osent pas dire aux vendeurs, même gentiment « excusez-nous de vous demander pardon, mais pourrions-nous avoir de l'IPv6 un jour, s'il vous plait ? »

Lorsque l'application est développée/maintenue en interne, c'est l'occasion de se pencher sur les pratiques de codage. Est-ce que les applications ne sont pas d'un trop bas niveau, intégrant des détails non pertinents comme la taille de l'adresse IP ? Parmi les RFC dont la lecture peut être utile aux programmeurs à ce stade, citons le RFC 4038 sur le rapport entre les applications et IPv6, le RFC 6724 sur la sélection de l'adresse IP source, et le RFC 6555, sur l'algorithme des globes oculaires heureux, si utile lorsqu'on a à la fois IPv4 et IPv6. Un autre point important, mais non mentionné par ce RFC, est que le cycle de vie d'un logiciel développé en interne est long : ce qui est programmé aujourd'hui sera toujours en service dans de nombreuses années. Il faut donc adopter des bonnes pratiques de programmation (programmation réseau de haut niveau, valable aussi bien pour IPv4 que pour IPv6) aujourd'hui, même si la migration vers IPv6 semble lointaine.

C'est l'occasion d'aborder la question cruciale de la formation. Aujourd'hui, il existe encore des écoles ou universités qui enseignent IP sans parler d'IPv6, ou en le réduisant à deux heures de cours à la fin de l'année, dans un fourre-tout « divers sujets ». C'est consternant et cela veut dire que la formation à IPv6 dépendra surtout du technicien lui-même, ou bien de son employeur (section 2.3 du RFC).

Autre gros morceau dans la phase de préparation et détermination, la question de la sécurité. Évidemment, on veut que le réseau soit aussi sûr en IPv6 qu'en IPv4. Au passage, j'ai fait un long exposé à ce sujet. Je ne suis pas d'accord avec l'approche du RFC. Le RFC note qu'IPv6 n'est pas intrinsèquement plus sûr qu'IPv4 juste parce qu'il est plus récent, ce qui est du bon sens. Mais il prend ensuite une approche unilatérale, en notant qu'il existe beaucoup de failles de sécurité dans le code IPv6 car il n'a guère été testé au feu. C'est exact mais le RFC oublie de dire que c'est la même chose pour les attaquants : leurs programmes sont rarement adaptés à IPv6. Mon expérience est que les attaquants et les défenseurs sont aussi peu préparés à IPv6 et que, en pratique, la sécurité des deux protocoles est à peu près équivalente. Le RFC, comme le font souvent les professionnels de la sécurité, pessimistes par profession, ne voit que les faiblesses de la défense. En tout cas, tout le monde est d'accord pour dire que la formation (paragraphe précédent...) est essentielle.

Le RFC tord le cou à quelques mythes comme quoi la sécurité d'IPv6 serait meilleure (il oublie les mythes inverses, tout aussi répandus). Par exemple, IPv6 ne rend pas impossible le balayage d'un réseau, juste parce qu'il a davantage d'adresses. Le RFC 7707 décrit plusieurs techniques de balayage qui sont faisables avec IPv6 (et qui sont effectivement mises en œuvre dans des outils existants). Mais s'il est vrai qu'IPv6 n'empêche pas le balayage, ce nouveau RFC, dans son analyse trop rapide, oublie de dire que le balayage est bien plus facile et rapide en IPv4, comme le montre la disponibilité d'outils (comme massscan) qui balaient tout l'Internet IPv4 en quelques heures ! De même, notre nouveau RFC rappelle qu'IPv6 n'a pas de sécurité cryptographique par défaut (contrairement à une légende répandue par des zélotes d'IPv6 au début, cf. RFC 6434 pour l'enterrement de cette légende). Pire (et, là, ce RFC 7381 est gravement en tort) : la section 2.4.1 explique que c'est une bonne chose pour la sécurité qu'il n'y ait pas de chiffrement car il faut pouvoir espionner le trafic de ses utilisateurs, un argument vraiment incroyable à l'ère post-Snowden.

Le RFC est plus raisonnable par la suite en notant que certaines pratiques de sécurité relèvent plus de la magie que de la raison. Par exemple, les ULA en IPv6 (RFC 4193) ou les adresses privées en IPv4 (RFC 1918) n'apportent aucune sécurité en elles-même, contrairement à ce que croient naïvement certains administrateurs réseau.

Notre RFC fait le point sur les failles de sécurité qui sont spécifiques à IPv6 :

• Les adresses de protection de la vie privée (RFC 8981) ne la protègent que partiellement mais, surtout, compliquent la vie de l'administrateur réseaux, en limitant la traçabilité des machines. Si un journal montre que 2001:db8:1:1:c144:67bd:5559:be9f s'est connecté au serveur LDAP, comment savoir quelle machine était 2001:db8:1:1:c144:67bd:5559:be9f puisque, s'il utilisait le RFC 8981, il a pu changer d'adresse souvent, sans que cela soit enregistré quelque part ? Une solution possible est d'utiliser un logiciel qui écoute le réseau et stocke dans une base de données les correspondances entre adresses MAC et adresses IPv6 (un logiciel comme ndpmon, donc). Si on contrôle complètement les machines terminales, on peut aussi interdire les extensions « vie privée ». On peut enfin forcer l'usage de DHCP en demandant au routeur d'envoyer toutes les annonces avec le bit M (qui indique que DHCP est disponible, RFC 4861, section 4.2) et qu'aucun préfixe ne comporte le bit A (ce qui interdira l'auto-configuration sans état, RFC 4861, section 4.6.2). Cela suppose que toutes les machines ont un client DHCP v6, ce qui n'est pas gagné aujourd'hui. Pire : on sait qu'aujourd'hui le comportement des différents système en présence des bits M et A varie énormément.
• Et les en-têtes d'extension ? Leur analyse est difficile et, résultat, certains systèmes de sécurité ne savent pas les traiter, permettant ainsi au méchant d'échapper à la détection ou au filtrage, simplement en ajoutant des en-têtes au paquet IPv6 (RFC 7113 pour un exemple).
• La fragmentation est une source classique de casse-tête. Elle existe aussi en IPv4 mais IPv6 la restreint à la source, les routeurs intermédiaires ne peuvent pas fragmenter. Du point de vue sécurité, la principale question liée à la fragmentation est le fait que, au nom d'une sécurité mal comprise, certains réseaux bloquent le protocole ICMP, malgré le RFC 4890, gênant ainsi la détection de MTU et empêchant donc de facto la fragmentation. Autres problèmes liés à la fragmentation, mais qui ne sont pas spécifiques à IPv6, le risque d'utilisation de fragments pour échapper à la détection (RFC 6105 pour un exemple), et le réassemblage de fragments qui se recouvrent (RFC 5722).
• Pour la résolution d'adresses IP en adresses MAC, IPv6 utilise NDP et plus ARP. Le RFC classe cela comme « une importante différence » mais, en fait, du point de vue de la sécurité, les deux protocoles sont très proches. Ils fonctionnent en diffusant à tous l'adresse convoitée, et ils font une confiance absolue à la première réponse reçue. Aucune authentification n'existe (IPv6 a des solutions, mais très peu déployées, cf. RFC 3971 et RFC 3972).
• Enfin, dernier problème qu'on n'avait pas avec de l'IPv4 pur, un réseau double-pile, IPv4 et IPv6, augmente la surface d'attaque en offrant davantage de possibilités au méchant. Au minimum, il faut faire attention à ce que les politiques de sécurité soient les mêmes en IPv4 et en IPv6 afin d'éviter (je l'ai déjà vu), un pare-feu strict en IPv4 mais très laxiste en IPv6.

Maintenant, le routage. Un grand réseau interne va probablement utiliser un IGP. Lequel ? Plusieurs protocoles gèrent IPv6 (RIPng, IS-IS, OSPF). A priori, pour faciliter la vie des techniciens, il est logique d'utiliser le même protocole de routage en IPv4 et en IPv6. Petit piège dans le cas d'OSPF : OSPF v2 (pour IPv4) et OSPF v3 (pour IPv6) sont proches mais ne sont pas exactement le même protocole (le RFC oublie qu'OPSF v3 peut désormais gérer IPv4, cf. RFC 5838, mais il est vrai que c'est très peu fréquent).

Et l'adressage (section 2.6) ? Il est évidemment radicalement différent en IPv4 et en IPv6. En IPv4, l'essentiel du travail sur l'adressage a pour but d'économiser les quelques adresses qu'on détient, pour tout faire fonctionner malgré la pénurie. En IPv6, ce problème disparait et on peut donc se concentrer sur un plan d'adressage propre. Le document à lire pour faire de jolis plans d'adressage en IPv6 est le RFC 5375.

L'une des décisions à prendre sera d'utiliser des adresses PA ou PI. Les premières sont attribuées par l'opérateur réseau qui nous connecte à l'Internet. Pas de formalités particulières à remplir, elles sont typiquement allouées en même temps que la connectivité est mise en place. Leur inconvénient est qu'on dépend de l'opérateur : le multi-homing va être plus difficile, et, si on change d'opérateur, on est parti pour une pénible renumérotation (RFC 5887). En outre, il peut être difficile d'obtenir la taille de préfixe souhaitée, malgré le RFC 6177 : certains opérateurs ne fileront qu'un /56, voire un /60. Les secondes adresses, les adresses PI, résolvent ces problèmes mais les obtenir nécessite d'affronter la bureaucratie des RIR. Pour les réseaux internes, notre RFC recommande un /64 pour les réseaux des utilisateurs, et un /127 pour les interconnexions point-à-point, comme dit dans le RFC 6164. IPv6 ne nécessite pas les masques de longueur variable, très communs en IPv4 pour essayer de grappigner quelques malheureuses adresses. Utiliser, par exemple, un /80 pour un Ethernet de plusieurs machines utilisateur empêcherait d'utiliser l'auto-configuration (RFC 4862) sans gain utile, et au risque de perturber les futures réorganisations du réseau.

Une fois le plan d'adressage fini, il reste à distribuer les adresses aux machines. Autrefois, on n'utiliisait que SLAAC, parce que c'était la seule possibilité. Le RFC note, avec un très grand optimisme, que DHCP est désormais une alternative mûre (en fait, bien des machines clientes n'ont pas encore de client DHCP, voilà pourquoi je trouve le RFC trop optimiste). Pour le réseau fermement administré, DHCP a l'avantage de garder trace de la correspondance entre adresse MAC et adresse IP, en un point central. Pour faire l'équivalent avec SLAAC, il faudrait un logiciel de supervision comme ndpmon cité plus haut. Autre avantage de DHCP, le serveur DHCP est l'endroit logique où faire des mises à jour dynamiques du DNS pour refléter les changements d'adresses IP. Dernier mot sur le DNS : il est déconseillé de mettre des données pour les ULA dans le DNS mondial.

La phase de Préparation et de Détermination se termine avec une analyse des outils disponibles pour l'administrateur réseaux. Il arrive en effet trop souvent que l'outil utilisé, par exemple, pour le déploiement de nouvelles versions de logiciels, ne soit finalement pas compatible IPv6. S'il a été écrit dans les dix dernières années, cela montre une grande incompétence de la part de son auteur mais ça arrive. Parmi les erreurs faites par les programmeurs, le manque de place pour la représentation des adresses, que ce soit en forme texte (RFC 5952) ou sous leur forme binaire. Ceci dit, tant que le réseau est en double-pile, certaines fonctions (par exemple l'interrogation des agents SNMP) peuvent continuer à se faire en IPv4.

S'il est logique de commencer par la phase Préparation & Détermination, le choix de la phase suivante dépend, comme on l'a vu, des caractéristiques propres à l'organisation dont on gère le réseau. Le RFC commence par la phase externe (section 3) mais ce n'est que l'ordre de présentation, pas forcément l'ordre recommandé.

Donc, la phase externe : il s'agit de migrer en IPv6 les composants du réseau visibles de l'extérieur. Il va évidemment falloir obtenir une connectivité IPv6 d'un opérateur réseau. Il est fortement recommandé d'utiliser de l'IPv6 natif, plus simple à déboguer et évitant les problèmes comme la taille de MTU. Mais, si cela n'est pas possible (dans certaines régions du monde, il est très difficile de trouver un opérateur qui sache faire de l'IPv6), il faudra se résigner à utiliser un tunnel, par exemple vers Hurricane Electric, qui fournit un service stable et pro. Si les adresses utilisées sont des adresses PA, ledit opérateur s'occupera du routage externe. Si ce sont des PI, l'opérateur pourra parfois les router pour le compte du client, et le client devra parfois faire du BGP lui-même. Évidemment, l'obtention d'un préfixe PI va dépendre des règles du RIR local. Par exemple, en Europe, le RIPE-NCC n'impose plus d'être multihomé pour avoir un préfixe PI.

Notre RFC ne traite pas des problèmes spécifiques à chaque service. Par exemple, cela aurait pu être l'occasion d'expliquer que, si annoncer une adresse IPv6 pour un serveur HTTP peut présenter un risque (pour les clients qui croient avoir une connectivité IPv6 alors qu'elle est imparfaite, cf. RFC 6556), en revanche, mettre des adresses IPv6 à ses serveurs DNS n'en présente aucun, puisque les clients DNS mettent en œuvre depuis longtemps un algorithme de test et de sélection des différents serveurs d'une zone. Cela explique sans doute que, selon le rapport ODRIF, il y ait beaucoup plus de zone sous .fr avec du DNS IPv6 que de zones avec un serveur Web IPv6. (Notez que Google fait, curieusement, le contraire : leurs sites Web sont IPv6 depuis longtemps mais leurs zones DNS non.)

Il faudra évidemment penser à la sécurité. Le RFC rappelle que, si on filtre, il ne faut surtout pas bloquer stupidement tout ICMP, indispensable à certaines fonctions d'IPv6 (voir le RFC 4890 pour une discussion détaillée, que notre RFC résume en donnant la liste minimale des types de messages ICMP qui doivent être autorisés).

Il y a des règles de sécurité générales, qui s'appliquent à IPv6 aussi bien qu'à IPv4 : attention aux applications (pensez à mettre bash à jour, par exemple...), mettez en place des mécanismes contre l'usurpation d'adresses (RFC 2827), protégez les routeurs (RFC 6192), etc. Et il y a quelques règles spécifiques d'IPv6 comme les attaques contre le cache NDP (RFC 6583) : il est recommandé de limiter le rythme des requêtes NDP et de bloquer le trafic entrant sauf vers les adresses publiques.

La supervision doit aussi faire l'objet d'une grande attention. Notre RFC recommande de surveiller séparément IPv4 et IPv6, pour être averti si un des deux protocoles défaille. Prenons l'exemple d'un serveur HTTP. Si vous testez son bon fonctionnement avec curl ou wget, vous ne serez pas prévenu si IPv4 ou IPv6 est en panne. En effet, ces deux programmes passent automatiquement aux adresses IP suivantes si l'une d'elles ne fonctionne pas. Il faut donc un test explicitement limité à IPv4 et un limité explicitement à IPv6. Avec Icinga et le check_http des monitoring plugins, cela peut être :

define service{
        use                             generic-service        
        hostgroup_name                  WebServers
        service_description             HTTP4
        check_command                   check_http!-4
        }

define service{
        use                             generic-service        
        hostgroup_name                  WebServers
        service_description             HTTP6
        check_command                   check_http!-6
        }

Il reste la phase interne (section 4) qui, rappelez-vous, peut être faite avant, après ou en même temps que la phase externe, selon les caractéristiques de votre réseau et vos choix. Il s'agit cette fois de migrer en IPv6 le réseau interne, ses applications métier, ses commutateurs, ses postes de travail... A priori, comme il y a peu de chances que toutes les applications et systèmes IPv4 soient prêts demain à migrer, le réseau interne va rester mixte pendant longtemps. Pour la connectivité, la règle habituelle s'applique : « double-pile quand on peut, tunnel quand on n'a pas le choix ». La double-pile (IPv4 et IPv6 sur tous les équipements) est la solution la plus simple pour la gestion du réseau. Le tunnel, fragile et faisant dépendre IPv6 d'IPv4, sert pour les cas où on est coincé à n'utiliser que des systèmes antédiluviens.

En interne également, on va se poser la question de la sécurité. Les gestionnaires de réseaux d'organisations sont souvent peu satisfaits des adresses IP « vie privée » du RFC 8981, car elles rendent difficile la traçabilité (« 2001:db8:1:1:c144:67bd:5559:be9f a fait des accès répétés au serveur LDAP, c'est qui, déjà, 2001:db8:1:1:c144:67bd:5559:be9f ? ») Ou bien on force l'utilisation de DHCP, ou bien on utilise un outil comme ndpmon qui garde trace des correspondances entre adresses MAC et adresses IP.

Comme pour les ARP et DHCP d'IPv4, les techniques de base du réseau IPv6 (les RA de NDP, et DHCP) n'offrent aucune sécurité et il est trivial, par exemple, d'envoyer des « RAcailles », des faux RA (RFC 6104). Il est donc très recommandé de déployer des techniques comme celles du RFC 6105. Vérifiez auprès de votre fournisseur de commutateurs qu'elles sont disponibles ! Dans le futur, les techniques issues du projet SAVI (Source Address Validation Improvement, cf. RFC 6959) aideront peut-être.

Pour assurer le bon fonctionnement du réseau interne, une des questions qui perturbent le plus les administrateurs d'un réseau IPv6 est le choix du mécanisme principal de configuration des machines terminales. SLAAC (RFC 4862) ou DHCP (RFC 8415) ? Il n'y a pas de réponse simple, chacune des deux solutions ayant ses avantages et ses inconvénients. SLAAC est certainement plus simple et plus rapide à déployer mais DHCP permet davantage de contrôle, ce qui est en général apprécié dans les réseaux d'organisations. En pratique, malheureusement, il faudra sans doute les deux car aucun des deux mécanismes ne permet de tout faire. Par exemple, DHCP n'a pas d'option pour indiquer les routeurs à utiliser (il faudra donc compter sur les RA de SLAAC, ou sur une configuration statique). Et SLAAC ne permet pas d'indiquer les serveurs NTP. Si les deux protocoles, DHCP et SLAAC, permettent désormais d'indiquer les résolveurs DNS, aucun des deux n'est encore suffisant pour tous les usages et, en pratique, il est difficile de choisir.

Autre question essentielle, la résilience face aux pannes. Cela passe par la redondance des équipements comme les routeurs. NDP permet aux machines de maintenir une liste de routeurs disponibles et de passer à un autre en cas de panne (RFC 4861, section 7.3). Par défaut, la bascule se fait en 38 secondes (RFC 4861, section 10), ce qui est bien trop long dans beaucoup de cas. Il est donc souvent préférable d'utiliser des techniques comme VRRP (RFC 5798).

Autre problème à regarder de près pendant la phase Interne, les machines terminales, de l'ordinateur de bureau à la machine à café connectée, en passant par l'imprimante et la caméra de vidéo-surveillance. Les ordinateurs ont quasiment tous IPv6 aujourd'hui (mais pas forcément activé par défaut). Mais certaines fonctions peuvent manquer (adresses privées du RFC 8981, client DHCPv6, client RA qui comprend les résolveurs DNS du RFC 8106...) Il est également possible que des algorithmes comme la bonne sélection de l'adresse source (RFC 6724) ou les globes oculaires heureux (RFC 6555) soient manquants ou désactivés. Or, sans eux, l'utilisation d'un système double-pile (IPv4 et IPv6) est bien plus pénible. Il faut donc s'assurer de bien connaître le comportement par défaut des systèmes qu'on utilise sur les réseaux locaux.

Quant aux autres engins, non considérés comme des ordinateurs, il est malheureusement fréquent, en 2014, qu'ils n'aient toujours pas IPv6 (alors même qu'ils sont souvent bâtis sur des systèmes, comme Linux, qui ont IPv6 depuis longtemps). Enfin, le dernier gros problème de la phase interne sera les systèmes utilisés dans l'infrastructure de l'organisation (le système de téléphonie, par exemple) qui ne sont pas toujours prêts pour IPv6. Là encore, il est essentiel que les clients se fassent entendre et tapent sérieusement sur les vendeurs les plus attardés.

On a parlé à plusieurs reprises de réseaux double-pile car c'est l'approche la plus réaliste aujourd'hui. Pourra-t-on un jour simplifier sérieusement le réseau en supprimant enfin le bon vieil IPv4 et en ayant à nouveau un réseau mono-protocole, entièrement IPv6 ? C'est bien le but à long terme, dit avec optimisme la section 5 de notre RFC. Atteindre ce but ne nécessite même pas que tout l'Internet soit entièrement passé en IPv6. Il existe des techniques permettant aux machines d'un réseau purement IPv6 de parler avec les derniers survivants de l'ère IPv4 (cf. par exemple RFC 6144). Au début, une bonne partie du trafic devra passer par ces relais ou des traducteurs NAT64. Mais au fur et à mesure que le reste de l'Internet devient accessible en IPv6 (RFC 6883), ces techniques deviennent naturellement de moins en moins utilisées.

Tous les conseils ci-dessus étaient génériques, s'appliquant à toutes sortes d'organisations. La section 6 traite maintenant des cas particuliers de certaines organisations. Par exemple, les gens dont le métier est de distribuer du contenu sur l'Internet (par exemple via un CDN) ont intérêt à lire les RFC 6883 et RFC 6589.

Un autre cas particulier, qui permettra de finir sur une note optimiste, est celui des campus universitaires. Ils sont aujourd'hui très souvent passés à IPv6. Les NREN ont en général IPv6 depuis le début des années 2000. L'intérêt pour les techniques nouvelles, et la mission de recherche et d'éducation, faisait des universités l'endroit logique pour les premiers déploiements. C'est évidemment souvent le département d'Informatique qui était le premier à migrer ses machines et ses services vers IPv6. Le réseau Eduroam est également accessible avec IPv6 puisqu'il repose sur 802.1x (qui est indifférent à la version du protocole IP utilisée) et non pas sur ces horribles portails captifs (dont un des inconvénients est d'être limité à un protocole).

La grande majorité des universités qui ont déployé IPv6 n'utilise pas d'ULA, ni traduction d'adresses. Presque toujours, elles utilisent des adresses PA fournies par le NREN.

Elle est loin, l'époque où l'Internet et le téléphone étaient deux mondes complètement séparés. Aujourd'hui, le téléphone n'est qu'une application parmi toutes celles tournant sur l'Internet. et les problèmes de sécurité du téléphone sont donc des problèmes Internet. D'où ce RFC qui décrit les menaces d'usurpation d'identité qui planent sur la téléphonie sur IP (cf. SIP, RFC 3261).

La plupart des attaques utilisant le téléphone commencent en effet par un mensonge sur le numéro d'appel : l'attaquant va se débrouiller pour présenter un numéro d'appel qui n'est pas le sien. Souvent, en effet, le numéro de l'appelant est utilisé pour mettre en œuvre une politique de sécurité : on décroche parce qu'on connait le numéro, ou bien on prend au sérieux un appel d'urgence parce qu'on sait qu'on pourra retrouver l'éventuel mauvais plaisant via son numéro ou encore on donne accès à un répondeur en n'utilisant pour toute authentification que le numéro d'appel. Bien sûr, quelqu'un qui ne veut pas révéler son numéro peut toujours ne pas le présenter. Mais beaucoup de correspondants ne décrocheront pas s'ils reçoivent un appel sans numéro. C'est pour cela que les spammeurs du téléphone préfèrent présenter un numéro, n'importe lequel. D'où la création du groupe de travail STIR de l'IETF, groupe qui est chargé de travailler sur ce problème (une description du problème figure dans le RFC 7340). Le but de STIR est de faire en sorte que, quand on voit un numéro entrant s'afficher, on soit raisonnablement sûr que ce soit bien un numéro que l'appelant est autorisé à utiliser.

On ne peut pas traiter le problème à la source : l'attaquant contrôle son téléphone et peut lui faire faire ce qu'il veut. Il faut donc traiter le problème dans le réseau téléphonique, ou bien à l'arrivée, et pouvoir distinguer les numéros autorisés des autres. Une fois qu'on aura cette distinction, on pourra appliquer les politiques de sécurité de son choix (par exemple ne pas décrocher si le numéro présenté n'est pas vu comme sérieusement authentifié).

Ce RFC se focalise sur la triche lors de l'appel. Une fois la connexion établie, d'autres attaques sont possibles (écouter le trafic en cours de route, rediriger les paquets IP vers une autre destination ou, tout simplement utiliser les nombreuses possibilités de SIP pour transférer un appel) mais elles nécessitent typiquement plus de moyens que l'usurpation de numéro, qui peut souvent être faite en n'ayant pas d'autres outils que son téléphone.

Autre piège qui n'est pas traité par le groupe STIR : des téléphones ont des fonctions de carnet d'adresses ou d'annuaire et peuvent donc afficher, à la place du numéro d'appel, le nom de la personne appelante. Cela permet d'autres attaques : par exemple, si l'annuaire n'est pas bien sécurisé, on peut imaginer que l'attaquant glisse un nom d'apparence légitime pour son numéro d'appel, et que le destinataire sera alors trompé, sans qu'il y ait eu usurpation de numéro. C'est une vraie possibilité mais elle nécessite des solutions très différentes (sécurisation des carnets d'adresse et des annuaires).

La section 2 de notre RFC décrit les différents acteurs. Il y a les utilisateurs, aux extrémités, avec leurs téléphones, simples engins sans trop de complications ou au contraire smartphones très riches. Il y a les intermédiaires, par exemple les relais SIP (on ne fait pas de la téléphonie en direct, en général, ne serait-ce que parce que le destinataire n'est pas forcément joignable en ce moment), et il y a les attaquants. Les intermédiaires peuvent modifier les caractéristiques de l'appel en cours de route, par exemple en jetant le numéro d'appel ou en substituant un autre. Ainsi, une passerelle entre la téléphonie IP et le PSTN pourra substituer au numéro indiqué dans un paquet IP son propre numéro, pour une meilleure traçabilité. Quant aux attaquants, on suppose qu'ils ont un téléphone (!) et peuvent passer un appel depuis le lieu de leur choix. Comme indiqué plus haut, ils peuvent indiquer un faux numéro (les téléphones traditionnels ne permettaient pas cela mais c'est possible avec les engins modernes). Pire, ayant accès à l'Internet, on suppose qu'ils peuvent envoyer des paquets IP quelconques, sans passer par un téléphone ou un softphone. Enfin, notre RFC ne prend délibérement pas en compte le risque d'une trahison ou d'un piratage des intermédiaires. Certes, l'attaquant qui contrôlerait les serveurs intermédiaires pourrait faire beaucoup de dégâts mais ce n'est pas ce qui se fait aujourd'hui, dans la grande majorité des cas d'usurpation de numéro.

Après les acteurs, place aux attaques (section 3). L'attaquant peut chercher à usurper un numéro de téléphone donné (par exemple pour se faire passer pour une personne précise) ou bien il peut juste chercher à usurper n'importe quel numéro de téléphone valide (pour ne pas exposer le sien, qui permettrait de remonter jusqu'à lui). Un exemple du premier cas est celui de l'accès à une boîte vocale, lorsque l'authentification se fait uniquement sur la base du numéro présenté. Certes, il serait sans doute préférable d'utiliser (en plus, ou à la place du numéro présenté) une authentification plus forte mais, en pratique, un certain nombre de systèmes n'authentifient qu'avec le numéro appelant, surtout les services commerciaux comme la vidéoconférence où on ne souhaite pas trop embêter le client. Ajouter une authentification par, par exemple, un code numérique à taper, compliquerait les choses pour l'utilisateur. Si le système appelé pouvait savoir si le numéro de téléphone a été correctement authentifié, il pourrait, par exemple, n'imposer la frappe du code numérique que dans le cas où le numéro n'est pas fiable. Comme ces services sont souvent appelés de manière répétitive, on peut aussi compter sur l'historique, par exemple savoir s'il est normal ou pas que tel numéro entrant soit authentifié.

Et le spam, plaie du téléphone comme il l'est du courrier électronique ? Comment empêcher les appels automatiques (robocallers) ? Pour éviter les plaintes, et qu'on remonte jusqu'à eux, les spammeurs ne veulent pas présenter leur vrai numéro. Par exemple, Bouygues Telecom m'appele toujours depuis une ligne qui ne présente pas le numéro d'appelant. Résultat, je ne décroche plus pour de tels appels. Les spammeurs ont donc intérêt à présenter un numéro, mais qui ne soit pas le leur. Leur tâche est donc plus facile que dans le cas précédent, où ils devaient usurper un numéro précis. Par contre, cette fois, l'appelé ne peut pas compter sur l'historique pour évaluer l'appel.

Un des problèmes de l'authentification des appels entrants est le manque de temps. Si c'est une machine qui est appelée (comme dans le cas précédent, celui du répondeur), on peut la faire patienter, le temps qu'on vérifie. Si c'est un humain qu'il faut contacter, c'est plus délicat. Faut-il lui signaler un appel qu'on n'a pas encore eu le temps d'authentifier ? Cette nécessité d'agir en temps réel peut rendre certaines techniques (par exemple de longs calculs cryptographiques) difficiles à faire accepter. Les SMS n'ont pas ce problème : on peut retarder leur distribution sans conséquences sérieuses.

La téléphone connait aussi des attaques par déni de service. Un attaquant peut appeler simplement pour épuiser des ressources limitées, et déguiser alors son numéro pour éviter des représailles (ou tout simplement pour éviter d'être mis en liste noire). Il peut être capable d'utiliser plusieurs fournisseurs et plusieurs téléphones, pour faire une dDoS. Comme le robocaller, l'attaquant qui vise un déni de service n'a pas besoin d'usurper un numéro de téléphone particulier. Tout numéro qui n'est pas le sien conviendra (il voudra probablement le faire varier rapidement, pour éviter les contre-mesures fondées sur des listes noires). Une exception est le cas de l'attaque par réflexion, où l'attaquant veut faire croire à la culpabilité d'un tiers, et usurpe donc le numéro de ce tiers.

Les contre-mesures sont donc les mêmes que pour les appels automatiques des spammeurs : vérifier que les numéros présentés sont des numéros possibles (cela bloque les attaques les moins sophistiquées, celles où l'attaquant met n'importe quoi au hasard), et traiter différemment les appels où on peut être sûr que les numéros sont légitimes (dans le cas d'une attaque, jeter systématiquement les numéros non garantis, par exemple). Un tel traitement différencié n'est toutefois pas acceptable pour les appels d'urgence, qui ont l'obligation de répondre à tout.

Et, pour finir le RFC, les scénarios d'attaque possibles (section 4). Si l'attaquant et sa victime (l'appelant et l'appelé) sont tous les deux en SIP, l'attaquant n'a qu'à mettre le numéro qu'il veut dans le champ From: de la requête SIP INVITE. Si les deux sont au contraires connectés au PSTN (la téléphonie traditionnelle), l'attaquant doit avoir le contrôle du PABX qu'utilise son téléphone. Le PABX envoie une requête Q.931 SETUP avec le numéro de son choix qui va se retrouver dans l'appel SS7, champ Calling Party Number. Et si l'attaquant est en IP et la victime sur le PSTN ? Comme dans le premier cas, il met le numéro qu'il veut dans le message SIP et la passerelle IP<->PSTN va le transmettre à l'appelé. Arrivé là, vous vous demandez sans doute quelles sont les solutions possibles à ces attaques, qui semblent si simples à faire ? Mais ce RFC ne fait que l'analyse des menaces, les solutions seront dans des RFC futurs.

La commande HTTP PATCH permet d'envoyer à un serveur HTTP un document représentant les différences entre l'état d'une ressource sur le serveur et l'état souhaité par le client HTTP. Cette liste de différences peut prendre plusieurs formats et ce RFC en spécifie un nouveau, JSON merge patch, un format de patch conçu pour JSON. Suite à une grosse erreur technique, ce RFC a été remplacé très peu de temps après par le RFC 7396.

En fait, le format normalisé par ce RFC n'est pas spécifique à HTTP et pourra même servir avec d'autres protocoles. Mais la commande PATCH du RFC 5789 sera sans doute sa principale utilisation. Une ressource au format JSON merge patch est un objet JSON elle-même. Pour chaque clé, si la ressource cible a également cette clé, la valeur est remplacée par celle du patch. Si elle ne l'a pas, on ajoute le couple clé/valeur. Et si la valeur dans le patch est null, on supprime le couple clé/valeur de la ressource cible. Ainsi, si on a ce document JSON sur le serveur :

{
       "a": "b",
       "c": {
         "d": "e",
         "f": "g"
       }
}

et qu'on envoie le patch suivant en HTTP (notez le type MIME de notre nouveau format) :

PATCH /target HTTP/1.1
Host: example.org
Content-Type: application/merge-patch+json

{
       "a":"z",
       "c": {
         "f": null
       }
}

On obtiendra :

{
       "a": "z",
       "c": {
         "d": "e"
       }
}

(La valeur de a a été changée, et le couple indexé par c / f a été supprimé.)

Ce format, centré sur le résultat plutôt que sur les opérations, suit donc des principes assez différents de son homologue XML du RFC 5261.

On notera donc que tous les contenus JSON ne sont pas patchables ou, en tout cas, pas de manière propre et facile, avec ce format. Par exemple, si des null sont effectivement utilisés, ou bien si la structure du texte JSON n'est pas celle d'un objet. Mais, bon, ce format est très simple, est lui-même en JSON, et le RFC est très court et facile à comprendre (ce qui n'aurait pas été le cas si on avait voulu tout prévoir), on ne peut pas tout avoir.

La section 2 du RFC précise les règles à suivre lors du traitement des patches. Elle est rédigée en pseudo-code (attention, l'indentation dans le RFC est complètement ratée, cf. l'errata #4132, et c'est à cause de cela qu'il a fallu publier le RFC 7396) et est assez simple pour être citée ici :

   define MergePatch(Target, Patch):
     if Patch is an Object:
       if Target is not an Object:
         Target = {} # Ignore the contents and set it to an empty Object
       for each Name/Value pair in Patch:
         if Value is null:
           if Name exists in Target:
             remove the Name/Value pair from Target
         else:
           Target[Name] = MergePatch(Target[Name], Value)
       return Target
     else:
       return Patch

Parmi les points à noter, le fait qu'un patch qui n'est pas un objet JSON (par exemple un tableau) va toujours remplacer l'intégralité de la ressource cible, ou le fait qu'on ne peut pas modifier une partie d'une ressource cible qui n'est pas elle-même un objet (il faut la changer complètement).

Le patch va agir sur les valeurs, pas sur leur représentation. Ainsi, on n'a aucune garantie qu'il préservera l'indentation du texte JSON ou la précision des nombres. De même, si la ressource cible tire profit des faiblesses de la norme JSON, elle peut ne pas sortir intacte : par exemple, si la ressource cible a plusieurs membres qui ont la même clé (ce qui n'est pas formellement interdit en JSON mais donne des résultats imprévisibles).

Un exemple plus détaillé de patch JSON se trouve en section 3. On part de ce document :

{
       "title": "Goodbye!",
       "author" : {
         "givenName" : "John",
         "familyName" : "Doe"
       },
       "tags":[ "example", "sample" ],
       "content": "This will be unchanged"
}

Et on veut changer le titre, ajouter un numéro de téléphone, retirer le nom de famille de l'auteur, et retirer l'élément sample du tableau tags. On envoie cette requête :

PATCH /my/resource HTTP/1.1
Host: example.org
Content-Type: application/merge-patch+json

{
       "title": "Hello!",
       "phoneNumber": "+01-123-456-7890",
       "author": {
         "familyName": null
       },
       "tags": [ "example" ]
}

Et on obtient ce document :

{
       "title": "Hello!",
       "author" : {
         "givenName" : "John"
       },
       "tags": [ "example" ],
       "content": "This will be unchanged",
       "phoneNumber": "+01-123-456-7890"
}

Notez qu'il a fallu remplacer complètement le tableau tags : il n'y a pas de mécanisme pour retirer juste un élément du tableau (comme expliqué au début). Des tas d'exemples figurent dans l'annexe A, si vous voulez écrire une suite de tests.

Le type MIME application/merge-patch+json figure désormais dans le registre IANA (cf. section 4 du RFC), aux côtés de l'équivalent XML décrit dans le RFC 7351, application/xml-patch+xml.

Nouvelle extension IMAP normalisée, pour effectuer une recherche dans plusieurs boîtes aux lettres simultanément, avec la nouvelle commande ESEARCH. Proposée initialement par le RFC 6237, à titre expérimental, cette extension accède désormais au statut de norme.

Par défaut, une recherche IMAP (commande SEARCH, RFC 3501, sections 6.4.4 et 7.2.5, puis étendue par les RFC 4466 et RFC 4731) ne cherche que dans la boîte aux lettres courante. Si on n'est pas sûr de la boîte où se trouve le ou les messages intéressants, et qu'on veut chercher dans plusieurs boîtes, la seule solution est de faire une boucle, effectuant séquentiellement des SELECT pour changer de boîte et un SEARCH à chaque fois. Ces commandes ne peuvent pas être exécutées en parallèle car il n'y a pas de moyen de distinguer leurs résultats (les réponses SEARCH n'indiquent pas quelle était la boîte). La nouvelle commande permet au serveur de faire les recherches en parallèle, s'il le peut, et évite des allers-retours entre client et serveur.

Donc, la nouvelle commande ESEARCH (à ne pas confondre avec la capacité ESEARCH du RFC 4731, même si les deux RFC ont des points communs, comme le format des réponses), présentée en section 2. Sa disponibilité est annoncée par la capacité MULTISEARCH dans la bannière du serveur IMAP. (Cette capacité figure dans le registre IANA.) Voici un exemple où on cherche des messages parlant du Tchad dans les boîtes folder1 et celles sous folder2 (C = client, et S serveur IMAP) :

C: mytag ESEARCH IN (mailboxes "folder1" subtree-one "folder2") subject "chad"
S: * ESEARCH (TAG "mytag" MAILBOX "folder1" UIDVALIDITY 1) UID ALL 3001:3004,3788
S: * ESEARCH (TAG "mytag" MAILBOX "folder2/salmon" UIDVALIDITY 1111111) UID ALL 50003,50006,50009,50012
S: mytag OK done

La syntaxe pour indiquer les boîtes aux lettres où on cherche est celle de la section 6 du RFC 5465, avec l'ajout de subtree-one (utilisé ci-dessus pour folder2) qui, contrairement à subtree, s'arrête au premier niveau (donc la boîte folder2/tuna/red ne serait pas cherchée). Avertissement du RFC au programmeur : subtree peut aller très loin (pensez à une hiérarchie de boîte aux lettres mise en œuvre avec un système de fichiers hiérarchiques, et des liens symboliques qui vont se promener ailleurs) et il faut donc prêter attention au risque d'écroulement du serveur. Voir aussi la section 2.4, qui autorise le serveur à refuser les recherches trop gourmandes, avec le code LIMIT du RFC 5530, et la section 5, sur la sécurité, qui note que cette extension multi-boîtes peut être dangereuse pour le serveur. Un client méchant ou maladroit peut demander un gros travail au serveur, avec juste une commande.

Le RFC note que le mot-clé personal est le moyen le plus pratique de fouiller dans toutes les boîtes de l'utilisateur. Si celui-ci désigne au contraire des boîtes par leur nom, et que le serveur gère les ACL du RFC 4314, il faut avoir le droit de lecture sur ces boîtes (et celui de découverte, si les boîtes ne sont pas explicitement nommées, par exemple si on utilise subtree). Pas question de retourner des résultats pour des boîtes que l'utilisateur n'est pas censé lire.

À noter qu'un serveur qui accepte les recherches floues du RFC 6203 peut les accepter également pour les recherches dans des boîtes multiples.

La réponse est décrite dans la section 2.1 : elle consiste en lignes ESEARCH (cf. RFC 4731). Les messages doivent être identifiés par leur UID (RFC 3501, section 2.3.1.1) comme ci-dessus, pas par leurs numéros (qui n'ont de sens que pour une boîte sélectionnée). Le ALL (RFC 4731, section 3.1), indique qu'on retourne la totalité des messages qui correspondent au critère de recherche. Pour le premier dossier, le folder1, ces messages sont ceux d'UID 3001 à 3004 (une séquence, définie dans la section 9 du RFC 3501) et le message d'UID 3788.

La section 3 du RFC donne un exemple plus complexe, avec deux recherches multi-boîtes en parallèle, chacune identifiée par une étiquette différente :

C: tag1 ESEARCH IN (mailboxes "folder1" subtree "folder2") unseen
C: tag2 ESEARCH IN (mailboxes "folder1" subtree-one "folder2") subject "chad"
S: * ESEARCH (TAG "tag1" MAILBOX "folder1" UIDVALIDITY 1) UID ALL 4001,4003,4005,4007,4009
S: * ESEARCH (TAG "tag2" MAILBOX "folder1" UIDVALIDITY 1) UID ALL 3001:3004,3788
S: * ESEARCH (TAG "tag1" MAILBOX "folder2/banana" UIDVALIDITY 503) UID ALL 3002,4004
S: * ESEARCH (TAG "tag1" MAILBOX "folder2/peach" UIDVALIDITY 3) UID ALL 921691
S: tag1 OK done
S: * ESEARCH (TAG "tag2" MAILBOX "folder2/salmon" UIDVALIDITY 1111111) UID ALL 50003,50006,50009,50012
S: tag2 OK done

Des implémentations de cette norme ? Il y en a apparemment une, en logiciel non-libre, chez Oracle. Cette extension semble rare (et cela a été noté dans les débats à l'IETF : méritait-elle vraiment d'avancer sur le chemin des normes ?). J'ai testé quelques serveurs et je n'ai pas vu la capacité MULTISEARCH dans un Zimbra récent, ou dans la version de Courier actuellement chez Debian. Rien non plus dans des services en ligne comme laposte.net ou Gmail.

Depuis le RFC 6237, qui décrivait cette extension pour la première fois, peu de changements, les principaux sont (section 7) :

• Passage au statut de norme,
• Recherches floues,
• Et quelques autres détails.

En informatique, depuis les débuts des temps, on a de plus en plus virtualisé. Le processeur, puis la mémoire, puis des machines entières. Désormais, il est donc logique qu'on cherche à virtualiser le réseau. Par exemple, est-il possible de fournir, dans un centre d'hébergement de données, plusieurs centres de données virtuels, chacun complètement isolé des autres, et permettant de déployer, non pas une seule machine mais tout un réseau ? Il n'y a pas encore de solution technique complète pour ce problème mais ce RFC fournit au moins une description détaillée du problème.

Les organisations qui géreront ces centres de données virtuels seront distinctes, peut-être concurrentes. Il est donc essentiel que les différents réseaux soient parfaitement isolés les uns des autres, avec des espaces d'adressage distincts et des communications uniquement faites de manière explicite (comme s'ils étaient deux réseaux physiques connectés par un routeur). Pas question, par exemple, qu'une de ces organisations puisse sniffer le trafic d'une autre.

Le but est de gagner en souplesse d'administration. Installer un « data center » coûte cher, prend du temps, et l'infrastructure physique ne peut pas être facilement modifiée ensuite. En virtualisant tout, on pourrait imaginer que le gérant du centre de données physique loue des centres de données virtuels à différents acteurs, qui à leur tour loueront des services hébergés dans ces centres virtuels. On aura ainsi du virtuel sur du virtuel sur...

Si la virtualisation est bien faite, le locataire n'aura même pas besoin de savoir quelle est la technique sous-jacente utilisée.

Bon, c'est très joli, comme projet, mais est-ce réaliste ? Notre RFC se concentre sur la première étape, cerner le problème et poser les questions auxquelles il va falloir répondre. C'est le rôle du groupe de travail IETF nommé NVO3, et ce RFC, avec le RFC 7365, est sa première publication. Le chiffre 3 dans le nom fait référence au fait que le groupe se concentre sur les solutions de virtualisation mises en œuvre dans la couche 3 (que ces solutions fournissent un service de couche 3 ou de couche 2). Un autre document, le RFC 7365, spécifie notamment le vocabulaire utilisé. Notre RFC y ajoute le concept de réseau supérieur (overlay network), qui désigne le réseau virtuel bâti au-dessus du réseau physique. Un exemple réalisé dans la couche 2 est 802.1Q qui fait de l'encapsulation de trames de niveau 2 dans d'autres trames.

Donc, quels sont les problèmes à résoudre, se demande la section 3 de notre RFC ? On s'attend à pouvoir déplacer les machines virtuelles d'un serveur à l'autre. En cas de virtualisation du réseau lui-même, cette mobilité doit être possible sans tenir compte de la position physique des serveurs. La machine virtuelle doit pouvoir garder son adresse IP (sinon, cela casserait les sessions TCP en cours, sans parler de la nécessité de mettre à jour le DNS, et autres informations), mais aussi son adresse MAC. En effet, des licences logicielles peuvent être liées à cette adresse MAC. En outre, d'autres perturbations pourraient surgir (système d'exploitation qui ne gère pas correctement un changement d'adresse MAC qu'il n'a pas décidé lui-même).

Dans le centre de données classique, l'adresse IP d'un serveur dépend de sa position. Par exemple, si on a un sous-réseau (et donc un routeur) pour une rangée d'armoires, préserver l'adresse IP impose de ne pas changer de rangée. Ce n'est pas une contrainte trop grave pour un serveur physique, qu'on déplace rarement. Mais ce serait très pénible pour des machines virtuelles, dont l'intérêt est justement la souplesse de placement.

Pour permettre un placement des machines à n'importe quel endroit, il est tentant d'avoir un réseau complètement plat, sans routeurs intermédiaires, ou bien en annonçant des routes spécifiques à une machine (/32 en IPv4) dans l'IGP. Mais cette absence de partitionnement, jointe à l'augmentation du nombre de machines que permet la virtualisation, met une sacrée contrainte sur les tables qu'utilisent les machines pour stocker les coordonnées de leurs voisins (ARP ou NDP en couche 2, l'IGP en couche 3). En couche 2, au lieu de stocker les adresses MAC de ses quelques voisines physiques, une machine devra stocker les milliers d'adresses MAC des machines virtuelles « voisines ». Sans compter le trafic ARP que cela représentera (cd. RFC 6820 ; un million de machines généreront plus de 468 240 ARP par seconde soit l'équivalent de 239 Mb/s).

L'exigence de souplesse et d'agilité, afin de permettre l'utilisation optimale du matériel, nécessite de séparer la configuration du réseau physique et celle du réseau logique. Le RFC donne l'exemple d'un centre de données virtuel qui serait mis en œuvre sur un petit groupe de machines physiques proches. Puis le client veut agrandir son centre et il n'y a pas de place aux alentours, on doit donc lui allouer des machines physiques situées relativement loin dans le centre physique. Cela doit pouvoir marcher, indépendamment du fait que le centre de données du client est désormais réparti en deux endroits.

Autre exigence, que les adresses utilisées sur un centre de données virtuel ne dépendent pas de celles utilisées sur un autre centre virtuel présent sur la même infrastructure physique. Dit autrement, deux clients doivent pouvoir numéroter leurs centres comme ils veulent, sans se coordonner entre eux, et sans tenir compte du plan d'adressage du réseau physique sous-jacent.

Ces exigences sont fort ambitieuses, surtout si on les combine avec la demande que la transmission des paquets suive un chemin optimal. Car la virtualisation, celle du réseau comme celle d'autres ressources, a toujours un coût en termes de performance. Par exemple, lorsqu'une machine virtuelle change de place, le meilleur routeur par défaut peut être différent, alors que cette machine n'est pas consciente de son déplacement et de la nécessité de changer. Autant que possible, l'infrastructure sous-jacente devrait faire cela pour elle. Et encore, un routeur IP classique ne garde pas d'état. Mais s'il y avait des middleboxes à état sur le trajet, comme des pare-feux ?

Pour résumer les services attendus du système de virtualisation : fournir un espace d'adressage isolé, et séparer les paquets de ceux des autres clients (on ne veut pas qu'un tcpdump sur une machine virtuelle montre les paquets d'un autre client). La section 4 décrit la classe de solutions envisagée, celle des réseaux virtuels bâtis au-dessus (d'où le terme d'overlay) des réseaux physiques. Chaque réseau virtuel (pour le centre de données virtuel d'un client) serait un réseau supérieur. Lorsqu'un paquet doit être transmis, il sera encapsulé et voyagera dans un tunnel à l'extrémité duquel il sera décapsulé (technique dit map and encap). Le point d'entrée du tunnel devra faire l'opération de recherche de correspondance (map), indiquant, pour une adresse de destination donnée, quel sera le point de sortie du tunnel. Ce point d'entrée encapsulera ensuite (encap) en mettant en adresse de destination de l'en-tête externe, l'adresse du point de sortie du tunnel. Comme le groupe de travail NVO3 ne considère que les réseaux virtuels mis en œuvre sur la couche 3, les adresses externes (celles de l'en-tête externe du paquet) seront forcément des adresses IP. Les adresses internes (celles du paquet avant encapsulation, ou après décapsulation) peuvent être de couche 2 ou de couche 3.

Il faudra aussi, dans bien des cas, connecter le réseau virtuel à l'extérieur (notamment à l'Internet). Cela nécessitera un routeur connecté à l'extérieur qui, après la décapsulation, transmettra le paquet par les procédés habituels (transmission IP normale, dans le cas d'une connexion à l'Internet). Même chose pour connecter deux réseaux virtuels entre eux. Si ces réseaux fournissent un service de couche 3, c'est de l'interconnexion IP classique, via un routeur.

D'un point de vue plus quantitatif, le RFC note (section 4.4) que ce système de réseaux virtuels devra fonctionner dans un environnement de grande taille (des milliers de commutateurs et des dizaines, voire des centaines de milliers de machines virtuelles) et devra donc bien passer à l'échelle. De plus, le réseau virtuel pourra être très dispersé au sein du réseau physique, avec ses fonctions mises en œuvre sur des tas de machines physiques relativement éloignées, qui travailleront aussi pour beaucoup d'autres réseaux virtuels. Le tout sera sans doute très mouvant (un des buts de la virtualisation est la souplesse, la capacité à changer souvent).

Dans le futur, on construira peut-être des centres de données physiques prévus depuis le début uniquement pour héberger des réseaux virtuels et conçus donc à cet effet. Mais, pour l'instant, ce n'est pas le cas et le RFC demande donc aussi que les solutions de virtualisation soient déployables de manière incrémentale, sans exiger une refonte complète de tout le réseau. Ainsi, les routeurs IP qui sont sur le trajet d'un tunnel ne devraient pas avoir à en être conscients. Pour eux, les paquets du tunnel sont des paquets IP comme les autres. De même, le multicast ne devrait pas être obligatoire (car il est peu déployé).

Le cahier des charges est donc gratiné. Heureusement, il n'est pas prévu que le réseau physique sous-jacent s'étende à tout l'Internet. On parle ici de virtualiser un centre de données, placé sous une administration unique.

Néanmoins, la réalisation de cette vision grandiose va nécessiter du travail. Le RFC envisage deux secteurs de travail : celui du contrôle et celui des données. Pour le contrôle, il faudra trouver des mécanismes efficaces pour créer, gérer et distribuer les tables de correspondance (celles qui permettent au point d'entrée de tunnel de trouver le point de sortie). Cela fera peut-être l'objet d'un tout nouveau protocole. Ce mécanisme devra permettre l'arrivée et le départ d'une machine virtuelle dans le réseau supérieur en mettant à jour ces tables rapidement et efficacement.

Pour les données, il existe déjà pas mal de formats d'encapsulation et, ici, il serait sans doute mieux de les réutiliser. Le RFC décourage donc ceux qui voudraient inventer encore un nouveau format.

La section 5 est justement consacrée aux systèmes existants et qui pourraient fournir des idées, voire des réalisations déjà opérationnelles. D'abord, on peut se servir de BGP et MPLS pour faire des réseaux virtuels IP, le RFC 4364 décrit comment. Cette solution est déjà déployée en production. Sa principale limite, selon notre RFC, est le manque de compétences BGP disponibles, alors que cette solution nécessite du BGP partout. Les mêmes protocoles permettent de faire des réseaux virtuels Ethernet (RFC en cours d'écriture).

Bon, alors, autre solution, utiliser les VLAN de 802.1. Ils fournissent une virtualisation en couche 2 en présentant plusieurs réseaux Ethernet virtuels sur un seul réseau physique. Mais ils ne reposent pas sur IP donc ne sont pas utilisables si on a, par exemple, un équipement comme un routeur sur le trajet. À l'origine, on était limité à 4 096 réseaux différents sur un seul réseau physique, mais cette limite est passée à 16 millions depuis IEEE 802.1aq.

Cette dernière technique, également nommée SPB, utilise IS-IS pour construire ses réseaux virtuels.

Et TRILL ? Il utilise lui aussi IS-IS pour fournir des réseaux de couche 2 différents. En France, cette technique est par exemple déployée chez Gandi.

Plus exotique est le cas de LISP (RFC 6830). Son but principal n'est pas de virtualiser le data center mais il pourrait contribuer, puisqu'il fournit des réseaux virtuels IP au-dessus d'IP (donc, service de couche 3, mis en œuvre avec la couche 3).

Enfin, bien que non cité par le RFC, il faudrait peut-être mentionner VXLAN, bien décrit en français par Vincent Bernat et en anglais par le Network Plumber.

À noter qu'un groupe de travail de l'IETF, ARMD, avait travaillé sur un problème proche, celui posé par la résolution d'adresses IP en adresses MAC (avec ARP ou NDP) dans les très grands centres de données où tout le monde était sur le même réseau de couche 2. Le résultat de leurs travaux avait été documenté dans le RFC 6820.

En résumé, notre RFC conclut (section 6) que le problème est complexe et va nécessiter encore du travail...

Merci à Nicolas Chipaux et Ahmed Amamou pour leur relecture.

Ce nouveau RFC décrit le cadre général de la virtualisation de réseaux en utilisant IP comme substrat. Il est issu du projet NVO3 de l'IETF, qui a produit une description du problème (dans le RFC 7364) et ce document. À ce stade, ce n'est pas encore un protocole concret, même s'il existe déjà des solutions techniques partielles pour ce problème.

La cible est constituée des grands centres de données, hébergeant des centaines de milliers de machines virtuelles, et qu'on souhaite pouvoir gérer de manière souple (par exemple en déplaçant facilement une machine virtuelle d'une machine physique à une autre, sans l'éteindre et sans la changer d'adresse IP). Le RFC 7364 décrit plus en détail le problème à résoudre (et il est donc recommandé de le lire d'abord), ce RFC 7365 étant le cadre de(s) la(les) solution(s). Comme on envisage des grands ensembles de machines, et qu'on cherche à être très dynamique (reconfigurations fréquentes), il faudra beaucoup d'automatisation (pas question de modifier des tables à la main parce qu'une machine s'est déplacée).

Il définit donc un vocabulaire et un modèle pour ces réseaux virtuels. Donc, on parle de réseaux NVO3 (NVO3 networks). Il s'agit de créer des réseaux virtuels (VN pour virtual networks, ou bien overlays) fonctionnant au-dessus d'un protocole de couche 3, IP. Ces réseaux virtuels fournissent aux clients (qui peuvent appartenir à des organisations distinctes, voire concurrentes) soit un service de couche 3, soit un service de couche 2 . Les réseaux virtuels sont créés au-dessus d'un substrat, l'underlay, qui est le « vrai » réseau sous-jacent. Le substrat est toujours de couche 3, comme le nom du projet NVO3 l'indique. Chaque VN aura un contexte, un identificateur qui figurera dans les paquets encapsulés et qui permettra à l'arrivée de distribuer le paquet au bon VN. Le réseau NVO3 utilisera des NVE (Network Virtualization Edge) qui seront les entités qui mettent en œuvre ce qui est nécessaire pour la virtualisation. Un NVE a au moins une patte vers le client (qui envoie des paquets sans savoir qu'il y a virtualisation) et une autre vers le réseau IP qui transporte le trafic entre les NVE. Un NVE n'est pas forcément un équipement physique, cela peut être, par exemple, le commutateur virtuel d'un hyperviseur.

Les sections 2 et 3 présentent le modèle de référence utilisant ce vocabulaire, et ses composants. Les systèmes des clients (tenant systems) sont connectés aux NVE, via un VAP (virtual access point, qui peut être une prise physique ou bien virtuelle, par exemple un VLAN ID). Un même NVE peut présenter aux clients plusieurs VNI (virtual network instance, une instance particulière de réseau virtuel). NVE et système du client peuvent être physiquement dans la même boîte, ou bien il peut s'agir de systèmes distants (le schéma 2 du RFC n'est pas une représentation physique, mais logique). Dans le premier cas, la communication de l'information peut se faire par une API locale, dans le second, par un protocole réseau. Les NVE échangent l'information entre eux (comme des routeurs avec un IGP) ou bien ils sont connectés à une NVA (Network Virtualization Authority) qui leur fournit les informations sur l'état du réseau (qui est membre, comment joindre les membres, etc). Il y aura donc un protocole entre NVE, ou bien entre NVE et NVA. Le NVA n'est évidemment pas forcément un serveur unique, cela peut être une grappe, pour la redondance. Les machines qui forment l'underlay font du routage IP normal et ne connaissent pas, a priori, les systèmes des clients. La gestion de ce réseau underlay se fait avec les mêmes outils OAM que n'importe quel réseau IP.

Le réseau virtuel (l'overlay) devra donc utiliser une forme ou l'autre d'encapsulation pour faire passer ses paquets sur l'underlay. Cela pourra être GRE, IPsec, L2TP, etc. Ce n'est pas tout de tunneler, il faut aussi un mécanisme de contrôle, rassemblant et distribuant l'information dans le réseau. Un tel mécanisme peut être centralisé (comme dans le cas de SDN) ou réparti (comme l'est traditionnellement le routage dans l'Internet).

Quant un NVE fournit un service de couche 2, les systèmes des clients ont l'impression de se connecter à un Ethernet normal (comme avec le RFC 4761 ou le RFC 4762). S'il fournit un service de couche 3, les systèmes des clients voient un réseau IP, comme avec le RFC 4364.

Autre service important, la possibilité de déplacer des VM à l'intérieur du centre de données. Permettre des déplacements à chaud, sans arrêter la VM, est évidemment très souhaitable, mais cela aura des conséquences sur des points comme les caches ARP (qu'il faut mettre à jour si une VM se déplace, alors qu'elle pense rester dans le même réseau de niveau 2).

La section 4 du RFC décrit quelques aspects essentiels dans les discussions sur les réseaux virtuels. D'abord, les avantages et inconvénients des réseaux virtuels. Sur le papier, ils offrent des tas d'avantages : les systèmes des clients n'ont à s'occuper de rien, ils bénéficient d'un réseau certes virtuel mais qui a les mêmes propriétés qu'un vrai, tout en étant plus souple, avec des changements plus rapides. Même les adresses (MAC et IP) sont séparées de celles de l'underlay donc les clients sont isolés les uns des autres. Malheureusement, il y a quelques problèmes en pratique : pas de contrôle sur le réseau sous-jacent et même pas d'information sur lui, par exemple sur son utilisation, ou sur des caractéristiques comme le taux de perte de paquets (RFC 7680). Il y a donc un risque de mauvaise utilisation des ressources réseaux. Et si plusieurs overlays partagent le même underlay, l'absence de coordination entre les réseaux virtuels, chacun ayant l'impression qu'il est tout seul (« each overlay is selfish by nature »), peut encore aggraver les choses. Mais, bon, des réseaux virtuels existent depuis de nombreuses années, et marchent.

Autre exemple, parmi ceux cités par le RFC, des difficultés à réaliser proprement ce projet, le cas de la diffusion. On veut pouvoir fournir des services qui existent sur les réseaux physiques, comme la capacité à diffuser à tous les membres du réseau, avec un seul paquet. Comment fournir le même service avec des réseaux virtuels ? Il va falloir automatiquement répliquer le paquet pour le transmettre ensuite à tous les réseaux physiques qui contribuent au réseau virtuel. Cela peut se faire de manière violente (dupliquer le paquet en autant d'exemplaires qu'il y a de machines et le transmettre à chacune en unicast) ou bien de manière plus subtile mais plus complexe avec le multicast. La première solution minimise l'état à conserver dans les routeurs, la seconde minimise la capacité réseau consommée.

La mise en œuvre concrète de la virtualisation va nécessiter des tunnels, connectant les différents réseaux physiques. Qui dit tunnel dit problèmes de MTU, en raison des octets consommés par les en-têtes du format de tunnel utilisé. Ces quelques octets en plus diminuent la MTU du réseau virtuel. En théorie, la fragmentation résout le problème mais elle a un prix élevé en performances (idem si fragmentation et réassemblage étaient faits dans le système de virtualisation et non pas, comme la fragmentation IP habituelle, par les machines terminales et - en IPv4 - les routeurs). La découverte de la MTU du chemin (RFC 1981 et RFC 4821) permet de se passer de fragmentation mais, en pratique, elle marche souvent mal. Il semble que la meilleure solution soit de faire en sorte que le réseau virtuel présente une MTU « habituelle » (1 500 octets, la MTU d'Ethernet) et, pour réaliser cela, que la MTU de l'underlay soit assez grande pour que les octets de l'encapsulation puissent être ajoutés sans problèmes (utilisation de jumbogrammes).

Enfin, les réseaux virtuels posent des problèmes de sécurité spécifiques (section 5). Un système client ne doit pas pouvoir attaquer le réseau sous-jacent (il ne doit même pas le voir), et un système client ne doit pas pouvoir attaquer un autre système client (par exemple, s'ils sont dans des réseaux virtuels séparés, il ne doit pas pouvoir lui envoyer directement de paquet, même si les deux systèmes clients se trouvent être sur la même machine physique).

Du point de vue du client, le critère est la capacité du réseau NVO3 à distribuer son trafic au bon endroit, et à séparer les trafics. Un tcpdump chez un client ne doit pas montrer les paquets d'un réseau virtuel d'un autre client (ce qui ne dispense évidemment pas d'utiliser le chiffrement, pour les attaques effectuées par le réseau sous-jacent). Et les machines doivent pouvoir faire confiance au VNI (identificateur du réseau virtuel) indiqué dans un paquet. Comme avec le RFC 2827, une machine client ne doit pas pouvoir injecter des paquets mentant sur le réseau virtuel auquel elle appartient.

Des futurs protocoles conformes à ce schéma sont en cours d'examen dans le groupe de travail, mais qui seront en concurrence avec des protocoles déjà existants qui ont les mêmes objectifs, comme celui du RFC 4364.

Merci à Thomas Morin et Marc Lasserre pour leur relecture.

Les options DHCP IPv6 normalisées dans ce RFC permettent au serveur DHCP d'envoyer au client la liste des résolveurs (serveurs récursifs) DNS (ainsi que les domaines à utiliser pour les fonctions de recherche).

Il existe trois moyens d'indiquer à une machine IPv6 quels sont les résolveurs DNS à interroger (ceux qui, sur Unix, seront mis dans /etc/resolv.conf). Le premier moyen est statique, c'est la configuration manuelle de la machine. Les deux autres sont dynamiques. L'un utilise les RA (Router Advertisement, RFC 4862), en y ajoutant les options normalisées dans le RFC 6106. L'autre utilise DHCP pour IPv6 (RFC 3315), plus les options de notre RFC 3646. Le choix entre les deux derniers moyens dépend des capacités des clients IPv6 du réseau local et aussi de questions de goût.

La première option (section 3 du RFC) permet d'indiquer les résolveurs (ou serveurs récursifs). Elle a le code 23 (dans le registre IANA) et sa valeur est une liste d'adresses IPv6, sur lesquelles écoute un résolveur DNS.

La seconde option (section 4 du RFC) est une liste de domaines dans lesquels chercher le nom indiqué par l'utilisateur (s'il tape ping foobar et que la liste comprend example.org et internautique.fr, on essaiera foobar.example.org, puis foobar.internautique.fr). Son code est 24. À noter que le comportement d'un résolveur en présence d'une telle liste de recherche (option search dans /etc/resolv.conf si on est sur Unix) est mal spécifié et que des surprises sont fréquentes (cf. RFC 1535, notamment sa section 6).

Comme avec toute utilisation de DHCP, il n'y a aucune sécurité (section 6) : un serveur DHCP malveillant peut diriger les pauvres clients vers des résolveurs menteurs, par exemple. Notre RFC conseille l'utilisation de l'authentification DHCP (RFC 3315, section 21), qui ne semble pas déployée, ni même mise en œuvre dans les clients et serveurs courants. (Elle a même été abandonnée, dans le RFC 8415.)

Comme pour toute série de documents, il vaut mieux que les RFC soient cohérents dans leur style. Si certains RFC mettent les références entre parenthèses et d'autres entre crochets, la tâche du lecteur qui doit lire plusieurs RFC sera plus pénible. D'où cette série de règles, que le RFC Editor impose aux auteurs de RFC.

Rappelons que les RFC et leur RFC Editor sont décrits dans le RFC 8729, et que l'organisation du travail dudit RFC Editor est décrite dans le RFC 6635. L'actuel éditeur est Heather Flanagan, une des auteures de ce RFC 7322.

Les auteurs de RFC sont typiquement des ingénieurs informaticiens, qui n'ont pas forcément eu une formation en écriture et ignorent souvent les règles de base. La section 1 leur rappelle d'abord que le guide de style n'est pas là pour les embêter, mais pour que les RFC soient clairs et cohérents, à la fois en interne et entre eux. Le premier RFC Editor, Jon Postel, avait défini des règles s'imposant à tous les auteurs. Elles sont, en moyenne, bien plus souples que celles qu'imposent les journaux scientifiques ou les conférences et ne devraient donc pas trop gêner les participants à l'IETF.

Ce RFC 7322 est prévu pour être plutôt stable (une des fonctions du système des RFC est de garder les documents disponibles pendant de nombreuses années) et ne contient donc que des règles très solides, qui ont peu de chances de bouger avant de nombreuses années. Il a un inséparable compagnon en ligne, qui le complète avec les règles tout aussi importantes mais peut-être moins stables ou plus récentes.

Les règles de style des RFC ne sont pas spécialement extraordinaires : elles suivent avant tout le CMOS, le Chicago Manual of Style, la référence largement reconnue chez les auteurs anglophones, notamment dans les domaines scientifiques et techniques (mais très traditionaliste, et pas disponible en ligne). Le guide complète le CMOS, notamment pour les questions que ce dernier traite mal, comme la présence de codes informatiques au milieu du texte en anglais.

Enfin, comme tous les RFC commencent comme Internet-Drafts, la lecture du guide d'écriture des ID est également nécessaire à l'auteur débutant.

Armé de ce guide et des bons principes, le (enfin, actuellement, la) RFC Editor va alors (section 2) relire le document, corriger les erreurs, signaler aux auteurs les problèmes que le RFC Editor ne peut pas corriger seul, réparer les incohérences... Le but est qu'il y ait une forte cohérence à l'intérieur du document, presque aussi forte entre les RFC d'un même cluster et un peu moindre entre tous les RFC. (Les clusters sont des groupes de RFC portant sur une norme technique commune, et publiés en même temps, comme par exemple le cluster HTTP/1.1. On trouve une discussion plus détaillée en ligne.)

Attention, le travail du RFC Editor n'est pas technique (au sens de l'informatique). Les problèmes techniques doivent être traités par les auteurs et l'exactitude technique doit toujours avoir le pas sur le style. En aucun cas, le RFC Editor ne doit changer le sens du texte. (En pratique, toute activité éditoriale implique des frictions entre auteurs et éditeurs. L'un des buts du guide est de les minimiser, en expliquant clairement les règles.)

Après la philosophie, les règles (section 3). La première est la langue : pas le choix, les RFC doivent être en anglais. Mais lequel ? Celui de quel côté de la mare ? Britannique ou états-unien ? Faut-il écrire minimisation ou minimization ? meter ou metre ? Sur ce point, comme sur pas mal d'autres, le guide est ouvert : l'auteur fait comme il veut mais doit être cohérent. S'il ne l'est pas, le RFC Editor passera tout en orthographe états-unienne.

Les règles de ponctuation sont celles du CMOS (deux espaces après le point, la virgule avant le dernier élément d'une énumération, etc).

Les noms de domaine utilisés doivent être ceux du RFC 2606 pour éviter toute collision avec des noms réels. Les URI doivent être entre chevrons, comme le demande l'annexe C du RFC 3986. Notez bien que cette règle sur les URI ne s'applique qu'au texte seul (ce qui est le cas des RFC), et c'est pour cela que je ne l'applique pas sur ce blog (où j'écris https://www.example.org/parici).

La capitalisation n'est pas imposée mais elle doit être cohérente, selon les règles de cohérence du document sur les termes. Les mots importants d'un titre ou d'une section sont tous capitalisés, donc on écrit Extension for Named Searches (RFC 5466) et pas Extension for named searches ou Extension For Named Searches.

Et les citations ? Là encore, contrairement à ce qu'on voit souvent dans les revues scientifiques ou les actes des colloques, pas de règle impérative, à part le fait que la citation est entre crochets. Autrement, on peut citer en indiquant un court identificateur, comme « [TRILL-OAM] » (exemple pris dans le RFC 7276), ou en indiquant un numéro comme « [2] » (ce que fait par exemple le RFC 6410).

Et les abréviations ? Elle doivent être détaillées à leur première occurrence (avec l'abréviation entre parenthèses), par exemple « JavaScript Object Notation (JSON) » (vu dans le RFC 7072). On a évidemment le droit à une exception pour les abréviations que tout participant à l'IETF connaît certainement comme TCP ou HTTP. En cas d'oubli, vous avez une liste d'abréviations en ligne.

Enfin, la section 4 de notre RFC décrit la structure normale d'un RFC. Un RFC comporte un certain nombre d'éléments, pas forcément obligatoires. La première page a un contenu obligatoire, avec les avertissements juridiques (« boilerplates ») normalisés par le RFC 7841 (voir aussi le site de l'IETF trust). Elle indique aussi le ou les auteurs et leur organisation. On répète souvent que les participants à l'IETF ne représentent qu'eux-mêmes et pas leur employeur. Mais c'est largement faux, sauf pour la minorité assez riche pour se payer elle-même le temps de participation (et les voyages aux réunions). D'ailleurs, justement, l'employeur de l'auteur est indiqué dans le RFC. À noter que, si plusieurs auteurs ont le même employeur, on ne mentionne parfois ce dernier qu'une fois. Cela rend le texte ambigu : dans le RFC 6382, D. McPherson et R. Donnelly sont-ils au chômage ou bien sont-ils, comme le troisième auteur F. Scalzo, des employés de Verisign ?

La première page indique aussi le numéro ISSN des RFC, 2070-1721 et quelques autres métadonnées.

Le RFC doit aussi contenir un résumé, pour les lecteurs paresseux ou pressés. Publié seul (par exemple dans les catalogues des RFC), il doit être lisible en lui-même, sans faire appel au RFC (donc, sans citations faisant référence à la bibliographie). Souvent, il est simplement fait avec un copier/coller des premiers paragraphes de l'introduction, ce qui est autorisé mais pas forcément optimum.

Il y a parfois aussi une note, qui n'a pas été écrite par les auteurs, mais ajoutée par une des autorités qui a examiné le RFC. Par exemple, le RFC 4408 avait une note de l'IESG exprimant sa prudence vis-à-vis du problème, alors très controversé, d'authentification du courrier électronique. On peut aussi citer le RFC 4776, qui contient une note du RFC Editor expliquant que ce RFC a été publié uniquement pour corriger une erreur dans la valeur du code d'une option DHCP.

Ensuite, le corps du RFC. Il y a des parties qui dépendent du sujet du RFC. Ainsi, les RFC décrivant une MIB incluent en général le texte standard présentant les MIB (voir par exemple le RFC 4898, section 2). Et il y a des parties qu'on trouve dans tous les RFC. Certains termes ont un sens particulier dans les RFC. Ainsi, le lecteur anglophone mais non habitué aux RFC s'étonnera peut-être des MUST ou SHOULD écrits en majuscules. Ils sont définis dans le RFC 2119, l'écriture en majuscules signifiant un sens plus spécifique que le sens vague qu'ils peuvent avoir en anglais.

Les auteurs envoient parfois au RFC Editor un document pas complètement fini, notamment parce que les affectations de codes spécifiques par l'IANA n'ont pas encore été faites (RFC 5226). Par exemple, l'Internet-Draft sur le protocole Babel, draft-chroboczek-babel-routing-protocol, contenait le texte « IANA has registered the UDP port number TBD, called "babel", for use by the Babel protocol. » Une fois un port réservé officiellement, le « TBD » (To Be Done) a été remplacé et le RFC 6126 dit « IANA has registered the UDP port number 6697, called "babel", for use by the Babel protocol. ».

À la fin du RFC, se trouvent des sections plus ou moins standardisées, comme la fameuse (et obligatoire) « Security Considerations » (RFC 3552), qui doit permettre de s'assurer que les auteurs du RFC ont pensé aux problèmes de sécurité éventuels. Facultative, en revanche, la section sur les questions liées à l'internationalisation du protocole (RFC 2277).

Reste la bibliographie : elle comporte deux parties, une avec les références normatives et une avec le reste. Une des conséquences est que, si une référence normative est un Internet-Draft pas encore publié, la publication du futur RFC devra attendre. Une référence non-normative, elle, peut être un Internet-Draft non publié. Dans ce cas, il est marqué comme « Work in Progress » pour bien indiquer son manque de stabilité. Quand un RFC est cité, c'est parfois via son numéro de norme ou de BCP (Best Current Practice) car une telle référence est plus stable. Les URI sont autorisés dans la bibliographie, à condition qu'ils soient raisonnablement stables. Ainsi, BCP47 désignait au début le RFC 4646 et le RFC 4647 (oui, un BCP peut correspondre à plusieurs RFC) et, lorsque le RFC 4646 a été remplacé par le RFC 5646, le numéro de BCP n'a pas changé, pointant toujours vers la version la plus récente des bonnes pratiques.

Le RFC se termine aussi par des remerciements aux contributeurs. Le guide note qu'il n'y a pas de règles précises concernant qui est noté comme contributeur. C'est à l'initiative des auteurs. Par exemple, je suis cité comme contributeur dans dix-sept RFC mais cela correspond à des niveaux de participation très différents, d'une vraie participation à juste quelques corrections de détail. Et certains auteurs ont choisi de régler le problème des contributeurs avec une formule attrape-tout comme dans le RFC 4408 « The authors would also like to thank the literally hundreds of individuals who have participated in the development of this design. They are far too numerous to name [...] ».

Un dernier détail, les adresses de courrier électronique dans les RFC doivent être intactes (pas de modification comme rfc-editor (at) rfc-editor.org). Le but des adresses est de pouvoir contacter les auteurs et cela implique de ne pas faire de modifications.

Voilà, c'est fini. Ah, que faire en cas de conflit insoluble entre un auteur et le RFC Editor ? Comme rappelé par l'annexe A, on suit les procédures du RFC 6635.

Une nouvelle pierre dans la construction d'une éventuelle future architecture Internet séparant identificateur et localisateur, les ORCHID sont des identificateurs dont la forme est celle d'une adresse IPv6 (afin de pouvoir être utilisés dans les API qui attendent des adresses IP). Ils sont typiquement utilisés dans le cadre de protocoles comme HIP (RFC 9063). Pour les distinguer, notre RFC réserve le préfixe 2001:20::/28. Si vous voyez une telle « adresse IP », ne vous attendez pas à pouvoir forcément la « pinguer », elle n'a pas vocation à être routable, c'est un pur identificateur.

ORCHID signifie Overlay Routable Cryptographic Hash Identifiers. L'adresse IP traditionnelle joue un rôle double, localisateur d'une machine dans le réseau et identificateur d'une machine. ORCHID est prévu pour les protocoles qui séparent identificateur et localisateur (comme HIP) et sert d'identificateur. Leur forme physique est celle d'une adresse IPv6, afin de ne pas changer les API et les applications qui les utilisent (on peut publier des ORCHID dans le DNS, faire un ssh 2001:20::1:42 si on est sur une machine HIP, etc). Bien sûr, il serait plus propre de tout refaire de zéro, avec de nouvelles API, plus adaptées à cette séparation identificateur/localisateur, mais c'est irréaliste. (Dommage, cela aurait permis d'utiliser tout le ::/0 pour ORCHID au lieu de les limiter à un préfixe. Voir la section 4 à ce sujet.)

Voilà pourquoi vous ne trouverez pas des adresses de ce préfixe dans les paquets IPv6 ordinaires (l'identificateur est traduit en localisateur par HIP avant que le paquet soit mis sur le câble). Les paquets ayant ces adresses sont routables dans le réseau virtuel HIP, pas dans l'Internet actuel. Les ORCHID sont donc utilisés « entre machines consentantes », dit le RFC. Un préfixe spécial, le 2001:20::/28, est réservé par l'IANA pour éviter les confusions avec les « vraies » adresses IP. Il figure dans le registre des adresses spéciales (RFC 6890). Cela permet aussi des choses comme une mise en œuvre de HIP sous forme d'un programme extérieur au noyau du système, utilisant le préfixe pour distinguer facilement les ORCHID, et permettre au noyau de transmettre les paquets utilisant des ORCHID à ce programme extérieur. Dans tous les cas, l'utilisation des ORCHID nécessitera un programme (dans le noyau ou extérieur) qui fera la correspondance entre les identificateurs maniés par les applications (les ORCHID) et les localisateurs mis dans l'en-tête des paquets IPv6 envoyés sur le réseau.

Les ORCHID ont été normalisés pour la première fois dans le RFC 4843. Ce nouveau RFC est la version 2, très différente (nouveau préfixe, nouvel algorithme de construction, voir l'annexe B pour toutes les différences entre ORCHID v1 et ORCHID v2).

Les ORCHID ont les propriétés suivantes :

• Quasi-unicité (sauf malchance, voir l'annexe A),
• Sécurité, via une chaîne de bits utilisée pour leur construction (la plupart du temps, une clé cryptographique, qui servira à authentifier l'ORCHID),
• Limitation au préfixe 2001:20::/28,
• Routabilité dans l'overlay, pas dans le réseau sous-jacent (l'Internet d'aujourd'hui).

Comme les adresses CGA (RFC 3972), les ORCHID sont en général utilisés avec de la cryptographie, la section 2 de notre RFC détaillant le mécanisme de construction d'un ORCHID. On part d'un certain nombre de paramètres, un OGA ID (ORCHID Generation Algorithm IDentifier) qui identifie la fonction de hachage utilisée, un contexte qui identifie le protocole qui utilise ORCHID (la liste possible est à l'IANA), une chaîne de bits et quelques autres. La chaîne de bits est censée être unique. En pratique, ce sera souvent une clé publique. Il y aura un contexte pour HIP, et un pour les futurs autres protocoles qui utiliseront ORCHID. On concatène chaîne de bits et contexte, on les condense et on a un identificateur de 96 bits de long. Il n'y a plus ensuite qu'à ajouter le préfixe 2001:20::/28 et l'identificateur OGA (4 bits) pour avoir l'ORCHID complet de 128 bits.

Maintenant qu'on a construit des ORCHID, comment s'en sert-on ? La section 3 décrit les questions de routage et de transmission. Les routeurs ne doivent pas traiter les ORCHID différemment des autres adresses IP par défaut (afin d'éviter de gêner le déploiement ultérieur de nouveaux usages des ORCHID). Par contre, ils peuvent être configurés pour les rejeter (on peut changer la configuration plus tard, mais c'est plus difficile pour le code), par exemple par une ACL.

La section 4 revient sur les décisions qui ont été prises pour la conception des ORCHID. La principale était la longueur du préfixe. Un préfixe plus court aurait laissé davantage de place pour le résultat de la fonction de condensation, résultat qu'on doit tronquer à 96 bits, au détriment de la sécurité. Mais cela aurait avalé une plus grande partie de l'espace d'adressage d'IPv6. Pour gagner des bits, le contexte (le protocole utilisé) n'est pas dans l'ORCHID lui-même mais dans les paramètres d'entrée qui seront condensés. On ne peut donc pas, en regardant un ORCHID, connaître le contexte (on peut connaitre la fonction de hachage utilisée, via l'OGA ID qui, lui, est dans l'ORCHID final). On ne peut que vérifier a posteriori que le contexte supposé était le bon. Cela comble un des principaux défauts d'ORCHID v1 (dans le RFC 4843), l'absence d'agilité cryptographique (la possibilité de changer d'algorithme suite aux progrès de la cryptanalyse). Par exemple, dans l'ancienne norme ORCHID, HIP était restreint à utiliser SHA-1.

Si vous vous lancez dans l'analyse sécurité d'ORCHID, regardez aussi la section 5. ORCHID dépend de la sécurité des fonctions de condensation (RFC 4270) pour garantir la liaison sécurisée entre une clé publique et l'ORCHID. La nécessité de tronquer leur résultat, pour tenir dans les 128 bits d'une adresse IPv6 (moins le préfixe et le OGA ID) a affaibli ces fonctions (le RFC 6920, quoique parlant d'un sujet très différent, discutait déjà des conséquences de cette troncation).

L'annexe A du RFC, elle, se penche sur les risques de collision. Après tout, chaque ORCHID est censé être unique. Or, il n'y a pas de registre central des ORCHID : chacun les génère de son côté. Il n'y a donc qu'une unicité statistique : il est très improbable que deux machines génèrent le même ORCHID.

Et l'annexe B résume les différences entre les ORCHID v1 du RFC 4843 et les v2 de ce RFC 7343 :

• Mécanisme d'agilité cryptographique en mettant l'identificateur de l'algorithme (OGA ID) dans l'ORCHID,
• Suppression de plusieurs discussions intéressantes mais pas indispensables pour créer des ORCHID (voir le RFC 4843 si vous êtes curieux),
• Nouveau préfixe IPv6, 2001:20::/28, remplaçant l'ancien 2001:10::/28, désormais restitué à l'IANA et à nouveau libre. Les ORCHID v2 sont donc totalement incompatibles avec les v1.

Les programmeurs de HIP for Linux et OpenHIP ont déjà promis de modifier leur code pour s'adapter à ces nouveaux ORCHID (qui sont désrmais dans la v2 de la norme HIP, RFC 7401).

Merci aux deux auteurs du RFC pour leur relecture de cet article.

L'algorithme originel de TCP rendait ce protocole de transport trop prudent et n'utilisant pas assez les réseaux, notamment ceux à forte latence. Après quelques essais, le RFC 1323, publié en 1992, a permis à TCP de fonctionner correctement sur une bien plus grande variété de réseaux, et jusqu'à aujourd'hui. Il est désormais remplacé par ce nouveau RFC 7323 qui, après une longue genèse, représente l'état de l'art en matière de performances TCP. Ce nouveau RFC est une lecture indispensable pour les fans de TCP ou tout simplement pour ceux qui veulent comprendre en détail ce protocole.

Avant le RFC 1323, TCP (normalisé dans le RFC 793 en 1981) se comportait très bien sur les réseaux locaux, ainsi que sur les réseaux distants à faible débit, comme ce qu'on avait sur un modem. Mais il était beaucoup moins satisfaisant sur les réseaux à forte latence et forte capacité, les réseaux à fort BDP où BDP signifie Bandwitdh-Delay Product. Si la capacité est faible ou la latence faible, pas de problèmes. Si leur produit dépasse une certaine valeur, TCP n'était pas capable de remplir la fenêtre et ses performances restaient en deçà du maximum théorique du réseau.

La section 1 décrit ce problème. TCP avait été conçu (et avec succès) pour tourner sur des réseaux très disparates, et pour s'adapter automatiquement à leurs caractéristiques (taux de perte, latence, taux de duplication...) À l'époque du RFC 1323, TCP tournait en production sur des réseaux dont les capacités allaient de 100 b/s à 10 Mb/s et cette plage s'est nettement élargie depuis. Existe-t-il une limite au débit de TCP, au-delà de laquelle il ne servirait à rien d'accélérer encore les réseaux ? La question n'a pas de réponse simple.

La caractéristique importante du réseau n'est en effet pas la capacité mais le produit de la capacité et de la latence, le BDP cité plus haut. C'est cette caractéristique qui indique la taille du tuyau que TCP doit remplir, la capacité étant le « diamètre » du tuyau et la latence sa « longueur ». Si la capacité croît beaucoup, au rythme des progrès techniques, la latence est bloquée par la finitude de la vitesse de la lumière et la seule façon de l'améliorer est de raccourcir les câbles. Donc, un gros BDP oblige TCP à avoir davantage de données « en transit », envoyées, mais n'ayant pas encore fait l'objet d'un accusé de réception, ce qui implique des tampons d'entrée/sortie de grande taille mais qui implique aussi la possibilité de garder trace de grands nombres (par exemple le nombre d'octets en transit), donc d'avoir des compteurs de taille suffisante. Ces liaisons Internet avec un fort BDP sont parfois surnommées les « éléphants » de l'anglais LFN (Long Fat Network).

Un exemple typique d'éléphant est une liaison satellite, avec sa capacité souvent respectable mais sa latence terrible, due à la nécessite d'un aller-retour avec l'orbite géostationnaire. À l'époque du RFC 1123, le BDP de ces liaisons était d'environ 1 Mbit soit 100 segments TCP de 1 200 octets chacun. Si une mise en œuvre de TCP se limitait à 50 segments envoyés avant de recevoir un accusé de réception, elle n'utiliserait que la moitié de la capacité disponible. Et les liaisons terrestres peuvent être des éléphants aussi. Un lien transcontinental aux États-Unis a une latence de 30 ms, ce qui, à 45 Mb/s, fait également un BDP de 1 Mbit.

Qu'est-ce qui empêchait TCP de tirer profit de ces éléphants ? Trois points :

• La taille de la fenêtre n'est stockée par défaut que sur 16 bits, ne permettant pas de fenêtre plus grande que 65 535 octets. Ce problème est résolu par le RFC 1323 avec l'introduction du window scaling.
• La récupération était trop longue en cas de perte de paquets. Les premiers TCP, dès qu'un paquet était perdu, attendaient de vider complètement le pipeline, puis repartaient de zéro, comme pour une connexion TCP neuve. En 1990, l'algorithme de TCP avait été modifié pour permettre un redémarrage plus rapide, tant qu'on ne perdait qu'un seul paquet par fenêtre TCP. Mais, avec des fenêtres plus grandes, cette probabilité de perte augmente. Les accusés de réception de TCP étant cumulatifs, une perte de paquet survenant au début de la fenêtre peut faire tout perdre. La solution a été une option d'accusés de réception sélectifs (SACK pour Selective ACKnowledgment). Ce point n'a pas été traité dans le RFC 1323 mais dans le RFC 2018.

Un autre problème à considérer est la fiabilité. Si on utilise TCP, c'est pour avoir certaines garanties : que tous les octets émis seront reçus, dans le même ordre, etc. Est-ce que le passage à de plus hautes performances menace ces garanties ? Par exemple, avec des fenêtres plus grandes, la probabilité qu'un paquet ancien, appartenant à une précédente connexion, lorsqu'il finit par arriver, tombe dans la fenêtre courante, cette probabilité est plus élevée. Dans ces conditions, les données seraient corrompues. La principale protection de TCP contre cet accident est la notion de MSL (Maximum Segment Lifetime), le temps qu'un segment peut traîner sur l'Internet. Il ne faut pas réutiliser des numéros de séquence avant qu'une durée supérieure ou égale à la MSL se soit écoulée. Ce numéro ne faisant que 32 bits, cela peut être délicat, surtout aux débits élevés (même sans fenêtres agrandies). La MSL est généralement prise à deux minutes et, à seulement 1 Gb/s, les numéros de séquence ne durent que dix-sept secondes. Or, aucun mécanisme sur l'Internet ne garantit le respect de la MSL. Un vieux paquet ne sera pas jeté. D'où l'utilisation par notre RFC 7323 de l'option Timestamps pour détecter les segments trop anciens et se protéger donc contre la réutilisation des numéros de séquence TCP (solution PAWS, en section 5).

À noter que ces mécanismes sont conçus pour les réseaux à fort BDP. Sur des réseaux à faible BDP, il peut être intéressant de les débrayer, manuellement ou automatiquement.

Reste que les solutions proposées dans ce RFC dépendent des options TCP. Pour certains protocoles, par exemple IP, certaines options ont du mal à passer à travers le réseau (section 1.3 de notre RFC). TCP semble mieux placé de ce point de vue (il est mentionné à la fin de mon article sur les options IP). On peut consulter à ce sujet « Measuring Interactions Between Transport Protocols and Middleboxes » et « "Measuring the Evolution of Transport Protocols in the Internet ».

La section 2 de notre RFC présente la première option qui avait été normalisée pour améliorer les performances de TCP sur les liens à fort BDP (Bandwidth-Delay Product), le window scaling. L'idée de base est très simple : 16 bits pour indiquer la taille de la fenêtre, c'est trop peu, on va donc appliquer un facteur (indiqué dans une option TCP) au nombre décrit par ces 16 bits. À noter que, comme les options ne sont envoyées qu'au début de la connexion TCP, le facteur est constant (la fenêtre elle-même étant dynamique).

L'option Window Scale comprend trois champs : Type, Longueur et Valeur. Le type vaut 3 et est enregistré dans le registre des options, la longueur est forcément de 3 (trois octets en tout) et la valeur est un octet qui indique de combien de bits on va décaler la taille de la fenêtre. Une valeur de 0 indique pas de décalage, donc un facteur de 1 (une telle valeur n'est pas inutile car elle sert à indiquer au pair TCP qu'on sait gérer le window scaling). Une valeur de 1 indique qu'on double la taille de la fenêtre pour connaître la vraie valeur, etc. Voici un exemple vu par Wireshark :

Transmission Control Protocol, Src Port: 51336 (51336), Dst Port: 4332 (4332), Seq: 0, Len: 0
...
   Options: (20 bytes), Maximum segment size, SACK permitted, Timestamps, No-Operation (NOP), Window scale
...
        Window scale: 5 (multiply by 32)
            Kind: Window Scale (3)
            Length: 3
            Shift count: 5

Et, quelques paquets plus loin, on voit bien le facteur d'échelle appliqué (32, soit 2^5). Le champ indiquant la longueur de la fenêtre vaut 728 octets mais il faut en fait lire 23 296 octets :

    Window size value: 728
    [Calculated window size: 23296]
    [Window size scaling factor: 32]

(À noter que je parlais aussi de cette option à la fin de l'article sur le RFC 793.) Sur Linux, cette option peut s'activer ou se désactiver avec le paramètre sysctl net.ipv4.tcp_window_scaling (c'est parfois nécessaire de la désactiver dans certains réseaux bogués qui bloquent les paquets TCP contenant des options inconnues d'eux).

Autre option normalisée ici, la meilleure mesure du RTT par l'option Timestamps, en section 3. La mesure du RTT est cruciale pour TCP, pour éviter des accidents comme la congestion brutale décrite dans le RFC 896. Si TCP ne mesure qu'un seul paquet par fenêtre, les résultats seront mauvais pour les grandes fenêtres, par simple problème d'échantillonage (critère de Nyquist).

L'option Timestamps a le type 8, une longueur de 10, et deux champs de quatre octets, l'heure qu'il était au moment de l'envoi et l'heure lue dans le paquet pour lequel on accuse réception (cette valeur n'a donc de sens que si le paquet a le bit ACK). L'« heure » n'est pas forcément celle de l'horloge au mur (puisque, de toute façon, on n'utilisera que des différences), l'important est qu'elle avance à peu près au même rythme. En fait, il est même recommandé que l'horloge ne soit pas directement celle de la machine, pour éviter de donner une information (la machine est-elle à l'heure) à un éventuel observateur indiscret. La section 7.1 recommande d'ajouter à l'horloge de la machine un décalage spécifique à chaque connexion, et tiré au hasard au début de la connexion.

Attention, il n'y a aucune raison qu'on ait le même nombre de paquets dans les deux sens. On peut voir un pair TCP envoyer deux paquets et le récepteur ne faire qu'un seul paquet d'accusé de réception. Dans ce cas, ledit récepteur devra renvoyer le temps du paquet le plus ancien. Toujours avec Wireshark, cela donne :

Transmission Control Protocol, Src Port: 4332 (4332), Dst Port: 51336 (51336), Seq: 0, Ack: 1, Len: 0
...
   Options: (20 bytes), Maximum segment size, SACK permitted, Timestamps, No-Operation (NOP), Window scale
...
        Timestamps: TSval 2830995292, TSecr 27654541
            Kind: Timestamp (8)
            Length: 10
            Timestamp value: 2830995292
            Timestamp echo reply: 27654541

Et, dans le paquet suivant de la même direction, les compteurs ont augmenté :

        Timestamps: TSval 2830995566, TSecr 27654569
            Kind: Timestamp (8)
            Length: 10
            Timestamp value: 2830995566
            Timestamp echo reply: 27654569

Ici, il s'agissait d'une communication entre deux machines Linux. La génération des estampilles temporelles dans les options TCP est contrôlée par la variable sysctl net.ipv4.tcp_timestamps (documentée, comme les autres, dans le fichier Documentation/networking/ip-sysctl.txt des sources du noyau). Par exemple :

% sysctl net.ipv4.tcp_timestamps
net.ipv4.tcp_timestamps = 1

Cela signifie que cette option est activée sur cette machine (0 = désactivée).

Cette option d'estampillage temporel est utilisée dans PAWS (présenté plus loin) mais aussi dans d'autres systèmes comme ceux du RFC 3522 ou du RFC 4015.

La section 4 décrit l'utilisation des estampilles temporelles pour mesurer le RTT des paquets, ce qui sert à TCP à déterminer le RTO (Retransmission TimeOut), le délai au bout duquel TCP s'impatiente de ne pas avoir eu d'accusé de réception et réémet. Voir à ce sujet le RFC 6298, pour savoir tout de ce calcul du RTO, et aussi le papier « On Estimating End-to-End Network Path Properties ».

La section 5 présente le mécanisme PAWS (Protection Against Wrapped Sequence numbers), qui sert à lutter contre les vieux segments TCP qui arriveraient tard et avec, par malchance, un numéro de séquence qui a été réutilisé depuis et est donc considéré comme valide. Les numéros de séquence étant stockés sur 32 bits seulement, la probabilité d'un tel accident augmente avec la capacité des réseaux. PAWS se sert de la même option Timestamps qui a été présentée plus haut. L'idée est que si un segment TCP arrive avec une estampille temporelle trop ancienne, par rapport à celles reçues récemment, on peut le jeter sans remords. Comme pour tous les usages de l'option Timestamps, il ne nécessite pas de synchronisation d'horloges entre les deux pairs TCP car les comparaisons se font toujours entre les estampilles mises par une même machine.

Quels sont les changements depuis le RFC 1323 (voir l'annexe H) ? D'abord, une partie du texte a été supprimée, celle consacrée à la discussion des mérites des différentes options. Si on veut lire cette discussion, il faut reprendre le RFC 1323.

Ensuite, de nombreux changements importants ont été apportés. Je ne vais pas les lister tous ici mais, par exemple, la section 3.2 a été très enrichie pour mieux préciser l'utilisation des estampilles temporelles (trop floue précédémment), l'algorithme de sélection de l'estampille dans la section 3.4 du RFC 1323 a été corrigé (deux cas n'étaient pas traités), le cas des paquets TCP RST (ReSeT d'une connexion) a été décrit, la discussion sur la MSS a été déplacée dans le RFC 6691, etc.

Nouveauté de ce RFC (le RFC 1323 clamait qu'il ne se préoccupait pas du sujet), la section 7, sur la sécurité. Ouvrir la fenêtre TCP pour augmenter les performances, c'est bien. Mais cela ouvre également la voie à des attaques où un méchant tente de glisser un paquet dans la séquence des paquets TCP. Normalement, un attaquant situé en dehors du chemin des paquets, qui ne peut donc pas les observer, doit, s'il veut réussir cette injection, deviner le numéro de séquence (RFC 5961). Mais plus la fenêtre est grande et plus c'est facile (il n'a pas besoin de deviner le numéro exact, juste de deviner un numéro qui est dans la fenêtre). Il faut donc mettre en rapport le gain de performances avec le risque d'accepter de faux paquets. PAWS protège partiellement contre ces attaques mais en permet de nouvelles (par exemple l'injection d'un paquet ayant une estampille dans le futur permettrait, si ce paquet est accepté, de faire rejeter les vrais paquets comme étant trop anciens).

Les fanas de programmation et de placement des bits dans la mémoire liront avec plaisir l'annexe A, qui recommande un certain arrangement des options dans le paquet TCP : en mettant deux options vides (NOP) avant l'option Timestamp, on obtient le meilleur alignement en mémoire pour une machine 32-bits.

Le protocole de cryptographie IPsec vient avec une liste d'obligations concernant les algorithmes cryptographiques qu'il faut inclure. Autrefois dans le RFC 4835, cette liste a été mise à jour dans ce RFC 7321, remplacé depuis par le RFC 8221. Ainsi, les différentes mises en œuvre d'IPsec sont sûres d'avoir un jeu d'algorithmes corrects en commun, assurant ainsi l'interopérabilité.

Plus précisément, ce nouveau RFC concerne les deux services d'IPsec, ESP (Encapsulating Security Payload, RFC 4303) et AH (Authentication Header, RFC 4302). Les RFC normatifs sur IPsec se veulent stables, alors que la cryptographie évolue. D'où le choix de mettre les algorithmes dans un RFC à part. Par exemple, la section 3.2 du RFC 4303 note « The mandatory-to-implement algorithms for use with ESP are described in a separate RFC, to facilitate updating the algorithm requirements independently from the protocol per se » (c'était à l'époque le RFC 4305, remplacé depuis par le RFC 4835, puis par notre RFC 7321, sept ans après son prédécesseur).

Ce RFC « extérieur » à IPsec spécifie les algorithmes obligatoires, ceux sur lesquels on peut toujours compter que le pair IPsec les comprenne, ceux qui ne sont pas encore obligatoires mais qu'il vaut mieux mettre en œuvre car ils vont sans doute le devenir dans le futur, et ceux qui sont au contraire déconseillés, en général suite aux progrès de la cryptanalyse, qui nécessitent de réviser régulièrement ce RFC (voir section 1). Cette subtilité (différence entre « obligatoire aujourd'hui » et « sans doute obligatoire demain ») mène à une légère adaptation des termes officiels du RFC 2119 : MUST- (avec le signe moins à la fin) est utilisé pour un algorithme obligatoire aujourd'hui mais qui ne le sera sans doute plus demain, en raison des avancées cryptanalytiques, et SHOULD+ est pour un algorithme qui n'est pas obligatoire maintenant mais le deviendra sans doute.

La section 2 donne la liste des algorithmes. Je ne la répète pas intégralement ici. Parmi les points à noter :

• ESP a un mode de chiffrement intègre (authenticated encryption qu'on peut aussi traduire par chiffrement vérifié ou chiffrement authentifié, que je n'aime pas trop parce qu'on peut confondre avec l'authentification, cf. RFC 5116). Ce mode n'a pas d'algorithme obligatoire mais un SHOULD+ qui sera peut-être donc obligatoire dans la prochaine version, AES-GCM (il était MAY dans le RFC 4835).
• Le mode le plus connu d'ESP, celui de chiffrement, a deux algorithmes obligatoires, AES-CBC (RFC 3602) et le surprenant NULL, c'est-à-dire l'absence de chiffrement (RFC 2410 ; on peut utiliser ESP pour l'authentification seule, d'où cet algorithme). Il y a aussi un algorithme noté MUST NOT, DES-CBC (RFC 2405) qui ne doit pas être mis en œuvre, afin d'être sûr qu'on ne s'en serve pas (il était seulement SHOULD NOT dans le RFC 4835).
• Le mode d'authentification (enfin, intégrité serait peut-être un meilleur mot mais c'est subtil) d'ESP a un MUST, HMAC-SHA1 (RFC 2404) mais aussi un SHOULD+ qui pourra le rejoindre, AES-GMAC, GMAC étant une variante de GCM (et qui était en MAY dans le vieux RFC).
• Et AH, lui, a les mêmes algorithmes que ce mode d'authentification d'ESP.

La section 3 donne des conseils sur l'utilisation d'ESP et AH. AH ne fournit que l'authentification, alors qu'ESP peut fournir également le chiffrement. Bien sûr, le chiffrement sans l'authentification ne sert pas à grand'chose, puisqu'on risque alors de parler à l'homme du milieu sans le savoir (voir l'article de Bellovin, S. « Problem areas for the IP security protocols » dans les Proceedings of the Sixth Usenix Unix Security Symposium en 1996). Certaines combinaisons d'algorithmes ne sont pas sûres, par exemple, évidemment, ESP avec les algorithmes de chiffrement et d'authentification tous les deux à NULL (voir par exemple l'article de Paterson, K. et J. Degabriele, « On the (in)security of IPsec in MAC-then-encrypt configurations » à l'ACM Conference on Computer and Communications Security en 2010). Si on veut de l'authentification/intégrité sans chiffrement, le RFC recommande d'utiliser ESP avec le chiffrement NULL, plutôt que AH. En fait, AH est rarement utile, puisque ESP en est presque un sur-ensemble, et il y a même eu des propositions de le supprimer. AH avait été prévu pour une époque où le chiffrement était interdit d'utilisation ou d'exportation dans certains pays et un logiciel n'ayant que AH posait donc moins de problèmes légaux. Aujourd'hui, la seule raison d'utiliser encore AH est si on veut protéger certains champs de l'en-tête IP, qu'ESP ne défend pas.

La section 4 de notre RFC donne quelques explications à certains des choix d'algorithmes effectués. Le chiffrement intègre/authentifié d'un algorithme comme AES-GCM (RFC 5116 et RFC 4106) est la solution recommandée dans la plupart des cas. L'intégration du chiffrement et de la vérification d'intégrité est probablement la meilleure façon d'obtenir une forte sécurité. L'algorithme de chiffrement AES-CTR (auquel on doit ajouter un contrôle d'intégrité) n'a pas de faiblesses cryptographiques, mais il ne fournit aucun avantage par rapport à AES-GCM (ne tapez pas sur le messager : c'est ce que dit le RFC, je sais que tous les cryptographes ne sont pas d'accord, par exemple parce qu'ils trouvent GCM beaucoup plus complexe).

Par contre, Triple DES et DES, eux, ont des défauts connus et ne doivent plus être utilisés. Triple DES a une taille de bloc trop faible et, au-delà d'un gigaoctet de données chiffrées avec la même clé, il laisse fuiter des informations à un écoutant, qui peuvent l'aider dans son travail de décryptage. Comme, en prime, il est plus lent qu'AES, il n'y a vraiment aucune raison de l'utiliser. (DES est encore pire, avec sa clé bien trop courte. Il a été cassé avec du matériel dont les plans sont publics.)

Pour l'authentification/intégrité, on sait que MD5 a des vulnérabilités connues (RFC 6151), question résistance aux collisions. Mais cela ne gêne pas son utilisation dans HMAC-MD5 donc cet algorithme, quoique non listé pour IPsec, n'est pas forcément ridicule aujourd'hui. SHA-1 a des vulnérabilités analogues (quoique beaucoup moins sérieuses) mais qui ne concernent pas non plus son utilisation dans HMAC-SHA1, qui est donc toujours en MUST. Bien que les membres de la famille SHA-2 n'aient pas ces défauts, ils ne sont pas cités dans ce RFC, SHA-1 étant très répandu et largement suffisant.

Dans le précédent RFC, Triple DES était encore noté comme une alternative possible à AES. Ce n'est plus le cas aujourd'hui, où les vulnérabilités de Triple DES sont bien connues (sans compter ses performances bien inférieures). Triple DES est maintenu dans IPsec (il est en MAY) mais uniquement pour des raisons de compatibilité avec la base installée. Le problème est qu'il n'y a donc plus de solution de remplacement si un gros problème est découvert dans AES (section 5, sur la diversité des algorithmes). Il n'y a aucune indication qu'une telle vulnérabilité existe mais, si elle était découverte, l'absence d'alternative rendrait le problème très sérieux.

Voilà, c'est fini, la section 8 sur la sécurité rappelle juste quelques règles bien connues, notamment que la sécurité d'un système cryptographique dépend certes des algorithmes utilisés mais aussi de la qualité des clés, et de tout l'environnement (logiciels, humains).

Ce RFC se conclut en rappelant que, de même qu'il a remplacé ses prédécesseurs comme le RFC 4835, il sera probablement à son tour remplacé par d'autres RFC, au fur et à mesure des progrès de la recherche en cryptographie. (Ce fut fait avec le RFC 8221.)

Si vous voulez comparer avec un autre document sur les algorithmes cryptographiques à choisir, vous pouvez par exemple regarder l'annexe B1 du RGS, disponible en ligne.

Merci à Florian Maury pour sa relecture acharnée. Naturellement, comme c'est moi qui tiens le clavier, les erreurs et horreurs restantes viennent de ma seule décision. De toute façon, vous n'alliez pas vous lancer dans la programmation IPsec sur la base de ce seul article, non ?

Il existe désormais plusieurs techniques d'authentification du courrier électronique, comme SPF ou DKIM. Elles permettent à un serveur de messagerie, s'il le désire, d'accepter ou de rejeter le courrier entrant s'il échoue à ces tests d'authentification. Mais il n'existait pas jusqu'à présent de moyen standard de prévenir l'expéditeur, lors de la session SMTP, de la raison de ce rejet. C'est désormais fait, avec ce nouveau RFC, qui permet de renvoyer des codes de retour SMTP explicites, si on veut.

J'ai bien dit « si on veut » car tous les administrateurs de serveurs ne sont pas d'accord pour indiquer à l'expéditeur les raisons exactes du rejet. Après tout, si l'authentification échoue, c'est peut-être que l'expéditeur était un méchant, un spammeur, par exemple, et, dans ce cas, on ne souhaite pas lui donner de l'information. L'utilisation de ces nouveaux codes de retour est donc optionnelle.

Ces codes sont de type « codes étendus », normalisés par le RFC 3463 et dotés d'un registre IANA depuis le RFC 5248. Les codes « améliorés » du RFC 3463 comportent trois nombres, la classe (2 : tout va bien, 4 : erreur temporaire, 5 : erreur définitive, etc), le second le sujet (6 : problème avec le contenu du message, 7 : problème avec la politique de sécurité, etc) et le troisième le détail. Ils s'écrivent avec un point comme séparateur, contrairement aux codes de retour traditionnels, eux aussi à trois chiffres, mais sans séparateur.

La section 3 du RFC liste ces nouveaux codes. Ils figurent tous dans le registre IANA. Dans quasiment tous les cas, le code de base (non étendu) associé sera 550, le code étendu donnant les détails.

D'abord, pour DKIM (RFC 6376). Il y a deux cas de succès, passing, où la signature DKIM est valide et acceptable, où non seulement la signature est valide mais où elle correspond aux règles locales du serveur récepteur (qui, par exemple, impose que tel ou tel en-tête soit couvert par la signature). Un cas particulier de acceptable (qui a son code spécifique) est celui où le serveur de réception impose que l'auteur du message (dans le champ From:) corresponde à une des identités DKIM utilisées pour signer le message. C'est donc la vérification la plus stricte.

Les codes sont respectivement :

• X.7.20 (où X indique la classe, qui sera 5 Permanent Failure dans la plupart des cas) : aucune signature DKIM passing.
• X.7.21 : aucune signature DKIM acceptable. Au moins une signature est valide (passing), autrement on utiliserait X.7.20 mais elle ne correspond pas aux exigences locales (rappelez-vous que la norme DKIM laisse une grande latitude à l'émetteur sur ce qu'il signe et notamment sur l'identité utilisée, voir entre autres la section 1.2 du RFC 6376).
• X.7.22 : il y a au moins une signature DKIM passing mais elle n'est pas acceptable car l'identité utilisée n'est pas celle contenue dans le champ From: (un cas particulier de X.7.21, donc).

Notez que DKIM permet d'avoir des signatures valides et des invalides sur le même message. En effet, certains logiciels modifient le message en route, invalidant les signatures. Le principe de DKIM est donc qu'on ignore les signatures invalides. On n'envoie les codes de retour indiquant un rejet que lorsqu'on n'a aucune signature valable. À noter aussi que tous ces codes indiquent que le serveur SMTP de réception s'est assis sur l'avis de la section 6.3 (et non pas 6.1 contrairement à ce que dit le nouveau RFC) du RFC 6376. Cet avis dit en effet « In general, modules that consume DKIM verification output SHOULD NOT determine message acceptability based solely on a lack of any signature or on an unverifiable signature; such rejection would cause severe interoperability problems. » Le but est d'augmenter la robustesse de DKIM face à des intermédiaires qui massacreraient des signatures. Mais, bon, il y a des gens qui rejettent les messages juste pour une absence de signature valide, donc, autant leur fournir un code de retour adapté. (Voir aussi la section 4 qui discute ce point et insiste bien sur le fait que cela ne signifie pas une approbation de ce rejet violent par les auteurs du RFC. Cette question a été une des plus chaudement discutées dans le groupe de travail IETF.)

Ensuite, il y a des codes pour SPF (RFC 7208) :

• X.7.23 : message invalide selon SPF,
• X.7.24 : pas forcément invalide mais l'évaluation de SPF a entraîné une erreur (problème DNS, par exemple).

Voici à quoi pourrait ressembler une session SMTP avec rejet SPF :

% telnet mail.example.com smtp
220 myserver.example.com ESMTP Postfix (LibreBSD)
...
MAIL FROM:<me@foobar.fr>
550 5.7.23 Your server is not authorized to send mail from foobar.fr

Enfin, il y a un code pour le test dit reverse DNS décrit dans la section 3 du RFC 8601, qui consiste à traduire l'adresse IP de l'émetteur SMTP en nom(s) puis ce(s) nom(s) en adresses IP pour voir si l'adresse originale se trouve dans cet ensemble d'adresses. Il peut conduire au code SMTP X.7.25 en cas d'échec.

La section 4 de notre RFC mentionne un certain nombre de considérations générales sur ces codes de retour. Par exemple, les autres techniques d'authentification développées ultérieurement devront ajouter leur propre code SMTP étendu, sur le modèle de ceux-ci.

Autre point, SMTP ne permet de renvoyer qu'un seul code de retour étendu. Si on a plusieurs techniques d'authentification qui ont échoué, on peut toujours utiliser le code général X.7.26 qui indique que plusieurs tests ont échoué. Mais si on a une erreur d'authentification et une erreur d'un autre type, il n'y a pas de solution propre : il faut choisir une des causes de rejet et renvoyer le code correspondant.

Et la section 5, sur la sécurité, rappelle que l'utilisation de ces codes de retour étendus est facultative. Si vous ne voulez pas révéler à vos correspondants pourquoi vous rejetez leurs messages, vous êtes libre.

Depuis ses débuts, le protocole de cryptographie TLS (héritier de SSL) protège l'intégrité des paquets transmis en calculant un MAC, qui est inclus dans les données avant le chiffrement, une technique qu'on nomme MAC-then-encrypt. Plusieurs failles de sécurité ont été depuis identifiées dans cette technique et ce nouveau RFC normalise une extension à TLS qui permet de faire l'inverse, chiffrer avant de calculer le MAC, ce qui est aujourd'hui considéré comme plus sûr. On nomme cette méthode, logiquement, encrypt-then-MAC. (Notez qu'il existe une méthode encore plus sûre, le chiffrement intègre, systématisé à partir de TLS 1.3.)

Lorsque le protocole SSL, ancêtre de TLS, avait été normalisé, au milieu des années 1990, le MAC-then-encrypt semblait tout à fait sûr. C'est ainsi que l'actuelle norme TLS, le RFC 5246 (section 6.2.3.1), continue à utiliser MAC-then-encrypt. Des études comme celle de M. Bellare et C. Namprempre, « Authenticated Encryption: Relations among notions and analysis of the generic composition paradigm » ou celle de H. Krawczyk, « The Order of Encryption and Authentication for Protecting Communications (or: How Secure Is SSL?) » ont depuis montré que MAC-then-encrypt est vulnérable à un certain nombre d'attaques cryptanalytiques, dans certaines conditions d'utilisation (je simplifie : la question de la vulnérabilité exacte de MAC-then-encrypt est plus compliquée que cela). Il est désormais recommandé d'utiliser plutôt encrypt-then-MAC (je simplifie encore : le RFC note par exemple que les algorithmes qui ne séparent pas chiffrement et calcul du MAC n'ont pas besoin de cette méthode).

Pour sélectionner la méthode recommandée, le groupe de travail TLS de l'IETF a choisi (section 2 de notre RFC) d'utiliser une extension à TLS (RFC 5246, section 7.4.1.4). Le client ajoute dans son message de bienvenue (client_hello) l'extension encrypt_then_mac (le extension_type de encrypt_then_mac vaut 22 et est désormais dans le registre IANA). Si le serveur TLS est d'accord, il mettra cette extension dans son server_hello.

Une autre solution (que d'utiliser le mécanisme d'extensions) aurait été de définir de nouveaux algorithmes de chiffrement et elle a fait l'objet de nombreux débats au sein du groupe de travail. Mais cela menait à une explosion du nombre d'algorithmes (ciphers), il aurait fallu presque doubler le nombre d'algorithmes concernés, pour avoir une version MAC-then-encrypt (l'actuelle) et une version encrypt-then-MAC. Encore une autre solution aurait été de créer une nouvelle version de TLS, la 1.3, où encrypt-then-MAC aurait été le comportement standard. Quand on sait que la version actuelle de TLS, la 1.2, est toujours minoritaire dans la nature, on voit qu'une telle solution aurait sérieusement retardé le déploiement. Au contraire, avec la solution choisie, il « suffira » de changer quelques dizaines de lignes de code dans les bibliothèques TLS actuelles. Un tel changement a des chances de se retrouver plus rapidement sur le terrain.

Comme le mécanisme d'extension est apparu avec TLS (il n'existait pas dans SSL, même dans sa dernière version, la 3), encrypt-then-MAC ne sera pas utilisable pour les logiciels qui utilisent encore SSL v3 (le cas principal semblant être la version 6 d'Internet Explorer). Comme SSL est abandonné depuis quinze ans, des logiciels aussi vieux ont probablement des tas d'autres failles de sécurité plus graves que l'utilisation de MAC-then-encrypt. (Au passage, c'est une des raisons pour lesquelles ce modeste blog n'accepte pas SSLv3.)

Arrêtons la discussion sur les alternatives qui auraient été possibles et revenons à la nouvelle extension (section 3 de notre RFC). Une fois qu'elle est acceptée par le client et le serveur, le traitement des paquets par TLS passera de l'ancien comportement encrypt (data || MAC || pad) (où || désigne la concaténation) au nouveau encrypt (data || pad) || MAC. Le MAC est calculé comme avant, sauf qu'il part du texte chiffré (TLSCiphertext) et plus du texte en clair (TLSCompressedtext, cf. RFC 5246, section 6.2.3.1). La structure de données TLS qui était (RFC 5246, section 6.2.3) :

struct {
          ContentType type;
          ProtocolVersion version;
          uint16 length;
          GenericBlockCipher fragment; /* Après moultes discussions,
	  le groupe de travail a décidé de n'appliquer
	  encrypt-then-MAC qu'aux "block ciphers". */
      } TLSCiphertext;

va devenir :

struct {
          ContentType type;
          ProtocolVersion version;
          uint16 length;
          GenericBlockCipher fragment;
          opaque MAC;  /* Ce champ supplémentaire est la seule
	  nouveauté */
      } TLSCiphertext;

Pour le déchiffrement, on fait les opérations en sens inverse, on vérifie le MAC d'abord, on jette immédiatement le paquet si le MAC est incorrect (en renvoyant un message bad_record_mac), sinon on déchiffre. Ainsi, un attaquant qui modifie les données en vol ne peut rien apprendre sur les clés cryptographiques utilisées : toute modification invalidera le MAC et tous les calculs d'un MAC incorrect prendront le même temps, ne permettant pas d'attaque par mesure du temps.

À noter que TLS permet d'utiliser un MAC raccourci (RFC 6066) et cela reste possible avec encrypt-then-MAC, dans les mêmes conditions.

Comme avec toute extension qui améliore la sécurité, il y a un risque qu'un attaquant actif perturbe la négociation (section 4 du RFC) pour amener les deux parties à ne pas choisir la nouvelle extension (attaque par repli), par exemple en forçant une utilisation de vieilles versions du protocole, n'ayant pas d'extensions (et donc pas de encrypt-then-MAC). La seule protection est de refuser le repli, ce qui peut provoquer des problèmes d'interopérabilité avec certains vieux logiciels (voir par exemple le ticket #1084025 chez Mozilla).

Il y a un serveur TLS public qui gère cette extension, si vous voulez tester votre code client : https://eid.vx4.net. Au 14 septembre 2014, la gestion de cette extension ne figure pas encore dans la version publiée d'OpenSSL, la 1.0.1i mais est dans la version de développement (voir le commit). Par contre, encore rien dans GnuTLS (la version publiée est la 3.3.7).

Merci à Florian Maury pour sa relecture et à Manuel Pégourié-Gonnard pour avoir corrigé une faute sur l'attaque par repli..

Une bonne explication technique de ces problèmes est celle de Moxie Marlinspike.

Voici un nouveau test pour le langage de filtrage du courrier Sieve : duplicate permet de tester si un message reçu est un double d'un message déjà arrivé (en général en se fiant au Message-Id:) et, par exemple, d'ignorer le doublon.

Tout le monde a déjà rencontré ce problème : on est inscrit à une liste de diffusion et quelqu'un écrit à la liste en vous mettant en copie. Résultat, on reçoit deux fois le même message. La consommation de ressources réseau et système est négligeable, mais c'est gênant pour le lecteur, qui se retrouve avec deux messages à traiter au lieu d'un. Il serait bien plus pratique de détecter automatiquement le duplicata et de le résorber. Même chose si on est abonné à deux listes de diffusion (encore que, dans ce cas, des informations spécifiques à la liste et ajoutées dans les messages, comme le Archived-At: du RFC 5064, peuvent être utiles).

Beaucoup de gens traitent automatiquement leur courrier, avec des techniques comme Sieve ou procmail et la solution décrite dans ce RFC concerne Sieve (qui est normalisé dans le RFC 5228).

La section 3 de notre RFC décrit le nouveau test duplicate. Il s'utilise ainsi :

require ["duplicate", "fileinto", "mailbox"];

if duplicate {
     fileinto :create "Trash/Duplicate";
}

Ici, si le message est un doublon d'un message existant, il est mis dans le dossier Trash/Duplicate. Mais comment le test duplicate sait-il que le message est un doublon ? Il fonctionne en déterminant, pour chaque message, un identificateur unique. Lors du test, on regarde si l'identificateur est présent dans une base de données et, si ce n'est pas le cas, on l'y stocke. Contrairement à bien des extensions à Sieve, celle-ci va donc nécessiter un mécanisme de mémoire, permettant de garder trace des identificateurs de messages déjà vus.

Notez bien que la base est mise à jour lors du test duplicate, pas à la réception de chaque message (le test duplicate peut ne pas être exécuté dans tous les cas, par exemple s'il dépend d'un autre test). De même, l'ajout de l'identificateur unique dans la base ne doit être fait que si le script Sieve se termine normalement, pour éviter de considérer les messages suivants comme des doublons si le premier n'a pas pu être stocké correctement (disque plein ou autre erreur). Dans certains cas (livraison en parallèle), cela mènera à la distribution de deux copies mais le RFC considère qu'il faut éviter à tout prix la perte accidentelle d'un message donc qu'il vaut mieux quelques doublons en trop plutôt que le classement erroné d'un message comme étant un doublon.

Mais comment est déterminé l'identificateur unique indispensable au classement ? Il existe un en-tête prévu pour cela, Message-ID:, dont la section 3.6.4 du RFC 5322 dit bien qu'il doit être unique (il est en général formé d'une concaténation d'un grand nombre tiré au hasard et du nom de domaine du serveur, par exemple 5400B19D.70904@hackersrepublic.org). Mais, en pratique, on voit parfois des Message-ID: dupliqués et il faut donc prévoir des solutions de secours.

C'est ce que contient la section 3.1 de notre RFC, avec les arguments :header et :uniqueid. Par défaut, l'identificateur unique utilisé par le test duplicate est le Message-ID:. Si on utilise le paramètre :header, c'est le contenu de cet en-tête qui est utilisé comme identificateur unique. Par exemple :

if duplicate :header "X-Event-ID" {
     discard;
   }

va jeter tous les messages dont l'en-tête (non standard) X-Event-ID: a une valeur déjà vue (cas d'un système de supervision envoyant ses informations par courrier).

Si on utilise le paramètre :uniqueid, c'est la valeur indiquée par le paramètre qui est l'identificateur unique. Cela n'a d'intérêt, je crois, qu'en combinaison avec les variables Sieve du RFC 5229 (l'exemple suivant utilise aussi les statuts IMAP du RFC 5232) :

require ["duplicate", "variables", "imap4flags"]
if header :matches "subject" "ALERT: *" {
     if duplicate :uniqueid "${1}" {
       setflag "\\seen";
     }

Ici, la valeur du paramètre :uniqueid vaut la variable ${1}, c'est-à-dire le contenu du sujet du message, après l'étiquette « ALERT: ».

Bien sûr, on utilise :header ou :uniqueid mais jamais les deux en même temps.

Le test duplicate met tous les identificateurs uniques dans une seule base. Si on souhaite avoir plusieurs bases, on utilise le paramètre :handle (section 3.2) :

if duplicate :header "X-Event-ID" :handle "notifier" {
     discard;
   }
if duplicate :header "X-Ticket-ID" :handle "support" {
     # Utilisation d'une base différente: un X-Ticket-ID peut être
     # dans la base notifier mais pas dans la base support.
}

Pour mettre en œuvre le test duplicate, une façon simple de ne pas se compliquer la vie avec plusieurs fichiers est de garder dans un fichier unique un condensat de la concaténation de :handle avec l'identificateur unique.

On souhaite parfois que la mémorisation d'un identificateur unique ne soit que provisoire : si un message arrive un mois après, même s'il a un identificateur déjà vu, c'est probablement un nouveau message qui, par erreur ou par bogue, a un identificateur déjà existant. Il est peu probable que le même message, transmis par deux listes de diffusion différentes, traine autant... Le RFC conseille de ne mémoriser l'identificateur que pendant une semaine et fournit un paramètre :seconds (section 3.3) pour contrôler cette durée :

if not duplicate :seconds 1800 {
    notify :message "[SIEVE] New interesting message"
       "xmpp:user@im.example.com";

La durée est en secondes : ici, on indique une expiration au bout de seulement une demi-heure, peut-être parce qu'on ne veut absolument pas perdre de messages et qu'on craint que les identificateurs ne soient réutilisés trop fréquemment. (L'extension pour une notification par XMPP est dans le RFC 5437.)

La durée indiquée par le paramètre :seconds se compte à partir du premier message vu. Les messages ultérieurs portant le même identificateur ne remettent pas le compteur à zéro. Si on utilise le paramètre :last, par contre, la durée est comptée à partir du dernier message vu : tant que des messages arrivent avec cet identificateur, il n'y a pas d'expiration.

Comme toutes les extensions de Sieve, duplicate doit être annoncée au début du script Sieve (RFC 5228, section 6) :

require ["duplicate"]

Et la sécurité (section 6) ? Pour éviter de se faire DoSer, il faut imposer une limite à la taille de la base (en supprimant les identificateurs les plus anciens). Autrement, un flot important de messages avec chacun un identificateur unique pourrait faire exploser le disque dur.

Un autre problème de sécurité est le risque de faux positif : typiquement, on jette les messages dupliqués. Or des identificateurs censés être uniques, comme le Message-ID: ne le sont pas toujours. On risque donc, avec le test duplicate, de jeter à tort des messages. Il est donc prudent de ne pas détruire les messages dupliqués (action discard de Sieve) mais plutôt de les stocker dans une boîte spéciale (avec fileinto).

Il peut y avoir aussi de légères conséquences pour la vie privée : un utilisateur qui a détruit un message sur le serveur sera peut-être surpris que la base des identificateurs uniques continue à stocker le Message-ID: de ce message, qui peut être assez révélateur. Ceci dit, ce n'est pas pire que les actuels journaux (genre /var/log/mail.log, qui contient aussi ce genre d'informations).

Il y a apparemment deux mises en œuvre de Sieve qui gèrent cette extension.

Sinon, en dehors du monde Sieve, voici la solution traditionnelle avec procmail pour obtenir le même résultat :

:0:/var/tmp/.duplicate.lock
* ? formail -D 8192 $HOME/.duplicate.procmail-cache
$HOME/.mail-duplicates

Qui se lit : si le Message-ID: est déjà dans le fichier $HOME/.duplicate.procmail-cache (qui garde les 8 192 dernières entrées), on ne le distribue pas dans la boîte normale, mais dans $HOME/.mail-duplicates.

Le RFC 6333, qui normalisait le protocole DS-Lite, réservait un préfixe IPv4, 192.0.0.0/29, pour numéroter les entités impliquées dans le fonctionnement des tunnels DS-Lite. Ce nouveau RFC 7335 généralise ce préfixe en le rendant utilisable pour toutes les solutions techniques liées à la migration vers IPv6.

En effet, ces adresses ne doivent jamais apparaître sur l'Internet. Dans DS-Lite, elles sont limitées aux communications entre les extrémités du tunnel DS-Lite. Il n'y a donc pas de risque de collision si on se sert de ces adresses pour une autre utilisation interne. Si un autre système de transition vers IPv6 a besoin d'adresses IPv4 internes, il peut désormais les prendre dans ce préfixe. C'est par exemple le cas (section 3) de 464XLAT (RFC 6877) où la machine de l'utilisateur (CLAT : client side translator) peut faire de la traduction d'adresses mais a besoin d'une adresse IPv4 (qui ne sortira pas de la machine) à présenter aux applications.

Plutôt que de réserver un préfixe IPv4 différent pour DS-Lite, 464XLAT et les zillions d'autres mécanismes de transition, la section 4 de notre RFC pose donc comme principe que toutes les solutions utilisant des adresses IPv4 internes se serviront du même préfixe, 192.0.0.0/29 .Ce préfixe est donc ainsi documenté dans le registre des adresses spéciales.

Le mécanisme RELOAD est un mécanisme pair-à-pair pour créer un réseau virtuel au-dessus des réseaux existants, notamment aux fins de téléphonie, messagerie instantanée et diffusion multimédia. Ce RFC étend le protocole Chord tel qu'utilisé par RELOAD de manière à permettre l'ajustement automatique de la DHT à des conditions changeantes (par exemple une augmentation ou diminution du taux de changement des pairs, le churn).

C'est le RFC 6940 qui normalise RELOAD. RELOAD offre le choix de plusieurs algorithmes de gestion du réseau virtuel mais, afin de permettre l'interopérabilité de toutes les machines RELOAD, il existe un algorithme obligatoire, que toute mise en œuvre de RELOAD doit connaître. Les autres algorithmes ne pourront être utilisées que si toutes les machines du réseau sont d'accord. Cet algorithme obligatoire se nomme CHORD-RELOAD et repose sur la DHT Chord. Comme toutes les DHT, Chord s'organise tout seul (pas besoin de chef pour créer le réseau virtuel), passe bien à l'échelle et est très résilient. Pour maintenir la DHT, les machines échangent des informations sur leur état et reconfigurent le réseau virtuel si nécessaire. Pour être le plus optimisé possible, afin de limiter le trafic réseau de gestion, ce travail dépend de paramètres comme le taux de changement des pairs (le churn), ou la taille du réseau. Souvent, ces paramètres sont fixés à l'avance lors de l'initialisation de la DHT. Ce n'est évidemment pas satisfaisant car ils peuvent varier dans le temps. Ils servent à calculer des caractéristiques de la DHT comme la taille de la liste des successeurs, ou comme la taille de la table de routage. Ces caractéristiques devraient pouvoir changer dans le temps, elles aussi. (Voir l'article de Mahajan, R., Castro, M., et A. Rowstron, « Controlling the Cost of Reliability in Peer-to-Peer Overlays ».)

Ces mécanismes de stabilisation qui tournent pour maintenir la DHT sont de deux types, périodique ou bien réactif. Dans l'approche périodique, les informations sont régulièrement échangés entre pairs, qu'il y ait eu des changements ou pas. La DHT est ajustée s'il y a du changement. Dans l'approche réactive, les pairs transmettent la nouvelle information lorsqu'il y a un changement et la DHT s'ajuste alors. On voit que l'approche réactive permet des ajustements plus rapides mais qu'elle écroule vite le réseau si le nombre de changements est trop important, notamment parce qu'elle peut entraîner une boucle de rétroaction. (Voir l'article de Rhea, S., Geels, D., Roscoe, T., et J. Kubiatowicz, « Handling Churn in a DHT ».) Le Chord de RELOAD permet d'utiliser les deux approches, alors que la plupart des mises en œuvre d'une DHT n'utilisent que la stabilisation périodique. La période de diffusion des informations fait partie de ces paramètres qu'on voudrait voir évoluer dynamiquement.

La section 4 de notre RFC résume ce qu'il faut savoir de Chord pour comprendre les changements introduits (je ne la répète pas ici). Les sections 5 et 6 décrivent ces changements, qu'est-ce qui peut être modifié dynamiquement et quand.

Ces changements se traduisent par des nouveaux enregistrements dans les registres IANA RELOAD : nouvel algorithme de gestion du réseau virtuel CHORD-SELF-TUNING, nouvelle extension self_tuning_data, etc.

Ce nouveau RFC présente un cadre général pour la gestion de l'énergie dans les protocoles IETF. La préoccupation est assez récente. Pendant longtemps, les ordinateurs et routeurs connectés à l'Internet consommaient autant de courant qu'ils voulaient et personne ne regardait la facture. La montée des préoccupations écologiques, le prix de plus en plus élevé de l'électricité dans les centres de données, et le désir d'avoir des machines sans fil à la patte, alimentées uniquement par une batterie, font que la gestion de l'énergie est maintenant devenue une préoccupation à part entière de l'IETF. Ce cadre modélise les consommateurs d'électricité comme des objets énergétiques (energy objects) qui vont pouvoir être supervisés et contrôlés à distance. On pourra, par exemple, par des protocoles normalisés, suivre la consommation électrique d'un serveur, ou bien la quantité d'énergie restante dans une batterie mais aussi faire passer une machine dans un état à consommation énergétique réduite.

La gestion de réseaux informatiques est divisée par la norme X.700 en cinq parties, Panne, Configuration, Comptabilité, Performance et Sécurité. La gestion de l'énergie n'y figure pas. La norme ISO 50001 ajoute cette préoccupation aux textes. L'IETF a créé un groupe de travail sur la gestion de l'énergie, EMAN, qui avait déjà produit un premier RFC, le cahier des charges, le RFC 6988.

Notre nouveau RFC introduit le concept d'interface énergie, en s'inspirant de celui bien connu d'interface réseau. C'est par une interface énergie que la machine fournit ou consomme de l'énergie. Une machine ne sait pas forcément mesurer ce qu'elle consomme et c'est donc parfois en interrogeant le dispositif de fourniture d'énergie qu'on aura cette information. (L'interface énergie de sortie de l'un étant l'interface énergie d'entrée de l'autre.)

Autres termes définis par ce RFC (section 2) :

• Entrée (power inlet ou simplement inlet) : l'interface énergie par laquelle le courant arrive.
• Sortie (outlet) : l'interface énergie par laquelle le courant sort.
• Énergie : le nombre de kWh consommés ou produits, ou bien qu'on peut consommer ou produire.
• Puissance : énergie divisée par le temps (en watts ou en joules/seconde). Si l'énergie est une distance, la puissance est la vitesse.
• Demande : puissance moyennée sur un intervalle. Ces trois dernières définitions sont tirées de IEEE 100.
• Attributs du courant : la tension, la phase, la fréquence, etc.
• Qualité du courant : ses attributs par rapport à une référence. Comme le précédent, ce terme vient de IEC 60050.

La section 3 du RFC définit la notion de cible (target device). Ce sont tous les engins qui peuvent être supervisés ou contrôlés dans le cadre défini dans ce RFC : ordinateurs de bureau, serveurs, routeurs, imprimantes, commutateurs, points d'accès WiFi, batteries (lorsqu'elles sont autonomes et non pas enfermés dans un ordinateur), générateurs, fournisseurs PoE, compteurs, capteurs divers... Plusieurs de ces engins ne parleront pas IP et devront être interrogés / commandés via un relais.

Le cadre général défini par ce RFC concerne l'énergie, mais il ne couvre pas toutes les applications liées à l'énergie. La section 5 liste ce qui n'est pas l'objet du travail EMAN en cours : les engins non-électriques (si vous avez un routeur steampunk, propulsé par la vapeur, EMAN ne va pas vous aider) et la production électrique (seules sa distribution et sa consommation sont prises en compte).

La section 6 du RFC décrit le modèle utilisé pour la gestion de l'énergie. Il suit une conception objets classique : une classe Energy Object, avec trois sous-classes, Device, Component et Power Interface. La super-classe Energy Object modélise tout ce qui est relié au réseau et qui l'utilise pour superviser ou commander sa gestion de l'énergie. La classe Device modélise les équipements physiques qui consomment, distribuent ou stockent de l'énergie, comme les ordinateurs. Component sert à décrire les parties d'un objet Device, et le nouveau concept, Power Interface représente les interconnexions.

Tous les objets héritent de Energy Object qui a comme attributs :

• Un identificateur unique, un UUID (RFC 9562),
• Un nom (relativement) lisible ; cela pourra être un nom de domaine (pour les ordinateurs et routeurs, c'est déjà le cas), ou d'autres conventions de nommage,
• Une importance, allant de 1 à 100, et qui sera utilisée pour prendre des décisions comme « les accumulateurs sont presque à plat, qui est-ce que je coupe en premier ? »,
• Une série d'étiquettes (tags) permettant de trouver et de manipuler facilement tous les objets ayant une caractéristique commune,
• Un rôle, qui indique le but principal de cet objet (routeur, lampe, réfrigérateur, etc),
• Et quelques autres attributs que je n'ai pas cité ici.

Les objets de la classe Energy Object ont également des méthodes permettant la mesure de certaines grandeurs : puissance, attributs du courant électrique, énergie et demande.

D'autres méthodes permettent le contrôle de l'objet et et changer son état. Plusieurs normes donnent des listes d'état possibles pour un objet. Par exemple, IEEE 1621 décrit trois états : allumé, éteint et dormant. D'autres normes, comme ACPI, vont avoir une liste différente. DMTF décrit pas moins de quinze états possibles, faisant par exemple la différence entre Sleep Light et Sleep Deep. Le groupe de travail EMAN, auteur de ce RFC, a produit sa propre liste, qui comprend douze états (section 6.5.4 du RFC), chacun numéroté (pour faciliter l'écriture des futures MIB, dont plusieurs sont proches de la publication en RFC). Par exemple, en cas de suspension, une machine est en sleep(3) et high(11) est au contraire l'état d'une machine complètement réveillée et qui ne cherche pas à faire des économies d'électricité. Un tableau en section 6.5.5 donne des équivalences entre ces normes. Par exemple, le sleep(3) d'EMAN correspond à l'état dormant de IEEE 1621, au "G1, S3" d'ACPI, et au Sleep Deep de DMTF. Ces états sont stockés dans un registre IANA (section 12 du RFC) et cette liste pourra être modifiée par la suite.

Une description formelle du modèle, en UML, figure en section 7.

Pour connaître l'état des mises en œuvre de ce cadre de gestion de l'énergie, voir le Wiki du groupe de travail (plusieurs MIB ont déjà été définies selon ce cadre).

Maintenant, la sécurité (section 11). Sérieux sujet dès qu'on touche à un service aussi essentiel que l'alimentation électrique. Va-t-on éteindre toute l'électricité d'une ville avec son téléphone, comme dans Watch Dogs ? Non, c'est plus compliqué que cela. Néanmoins, la gestion d'énergie doit être mise en œuvre prudemment. Si on gère les machines avec SNMP, le RFC 3410 sur la sécurité de SNMP est une lecture indispensable. Les accès en écriture, permettant de modifier l'état d'unee machine, peuvent en effet permettre, s'ils ne sont pas bien sécurisés, d'éteindre un appareil critique à distance. Mais même les accès en lecture seule peuvent être dangereux, car révélant des choses qu'on aurait préféré garder pour soi.

On lire aussi avec intérêt le RFC 7603 qui précise le cadre d'utilisation.

Couronnant un travail commencé six ans auparavant, avec un net ralentissement de l'enthousiasme vers la fin, ce nouvel RFC normalise enfin le protocole ALTO (Application-Layer Traffic Optimization). Ce protocole sert notamment dans le cas de transferts de fichiers en pair à pair. Lorsqu'une machine qui veut récupérer un fichier (disons, au hasard, un épisode de Game of Thrones) a le choix entre plusieurs pairs possibles, qui ont chacun les données convoitées, lequel choisir ? ALTO permet d'interroger un oracle, le serveur ALTO, qui va nous donner des informations guidant le choix.

Il existe déjà des tas de façons, pour une application, de mesurer ou de calculer le « meilleur » pair. Par exemple, l'information de routage (annonces BGP, notamment) est publique et une application peut y accéder, par exemple via un looking glass. Mais cela ne donne pas une vue complète et, surtout, cela ne donne pas la vision de l'opérateur réseau, qui pourrait souhaiter, par exemple, qu'on utilise plutôt un pair qui fasse passer par un lien de peering (gratuit), plutôt que par un lien de transit (payant). ALTO est donc avant tout un moyen de faire connaître les préférences du FAI, de manière à ce que l'application puisse faire un choix plus informé. Par exemple, ALTO permet de distribuer des cartes simplifiées du réseau, suffisantes pour que l'application repère les liens intéressants.

Le but est donc bien que les applications changent leur comportement, en utilisant l'information ALTO, afin de mieux utiliser les ressources du réseau (le transfert en pair à pair peut représenter une bonne part du trafic et il est dans l'intérêt de tous de l'optimiser). La même méthode et le même protocole ALTO peut aussi être utilisé pour optimiser l'accès à un CDN et le serveur ALTO peut donc être fourni par d'autres acteurs que le FAI (le protocole lui-même est neutre, au sens où il n'impose pas de critères de choix ; le coût financier, utilisé dans l'exemple précédent peering/transit, n'est qu'une possibilité parmi d'autres).

Le problème que résout ALTO est formellement décrit dans le RFC 5693. Pour le résumer : en raison du modèle en couches, les applications n'ont pas assez d'information sur le réseau sous-jacent et ne peuvent donc pas prendre de décisions « intelligentes ». Il s'agit donc de leur donner cette information. Ainsi, le réseau sera mieux utilisé, on aura moins de gaspillage (avantage collectif) et les applications auront de meilleures performances (temps de téléchargement plus courts, par exemple, un avantage individuel, cette fois).

Techniquement, ALTO est un protocole HTTP/REST, où requêtes et réponses sont en JSON (RFC 8259). Que du classique, donc, et qui utilisera l'infrastructure HTTP existante.

Un petit rappel de terminologie (s'appuyant sur le RFC 5693) est fait en section 2. On y trouve les termes d'extrémités (endpoint), ALTO information base (l'ensemble des informations connues d'un serveur ALTO), etc.

Place maintenant à l'architecture d'ALTO, en section 3. Le cas typique est celui d'un opérateur, ayant un AS et un serveur ALTO pour distribuer l'information sur cet AS (bien sûr, des tas d'autres cas sont possibles). L'ALTO information base de cet AS est composée d'une série de coûts entre extrémités du réseau. Une extrémité est exprimée sous forme d'un préfixe IP (ce n'est donc pas forcément une seule adresse IP). Dans le cas le plus simple, la base peut tout simplement contenir quelque chose du genre « nos préfixes ont un coût fixe et faible, le reste de l'Internet un coût fixe et deux fois plus élevé » ou bien des informations bien plus complexes. La base contient donc les coûts, vus de cet opérateur. Elle va être distribuée par un serveur ALTO, interrogé par des clients ALTO. Plus tard, d'autres moyens de désigner une extrémité existeront, un registre IANA a été créé pour stocker les types d'adresses (section 14.4 de notre RFC).

Et d'où la base vient-elle ? Le protocole ALTO ne spécifie pas de méthode particulière. La base a pu être remplie à la main par les employés de l'opérateur réseau, en fonction de leur politique. Ou générée automatiquement à partir des données de l'opérateur sur la topologie du réseau. Ou elle a pu être assemblée dynamiquement par le biais d'un système de mesure, ou à partir des informations d'un protocole de routage. Ou encore elle peut être l'agrégation de plusieurs sources. La base n'est donc pas statique, mais elle est prévue pour ne pas changer en temps réel, elle ne tient donc typiquement pas compte de la congestion, phénomène très transitoire. On peut aussi imaginer des serveurs ALTO dialoguant entre eux, pour échanger leurs informations, mais il n'existe pas de protocole standard pour cela (notre RFC concerne uniquement le protocole d'interrogation d'un serveur par un client).

L'information ALTO sera peut-être dans le futur également distribuée par d'autres moyens (une DHT ?) mais rien n'est normalisé pour l'instant. Cela nécessiterait sans doute des mécanismes permettant d'indiquer la fraîcheur de l'information (date d'expiration, par exemple) et des mécanismes de sécurité (signatures) qui n'existent pas actuellement. Pour l'instant, ces services sont fournis par le protocole de transport, HTTP.

ALTO distribue l'information sous la forme de tables (map), indiquant les caractéristiques du réseau, et les coûts associés. (Comme indiqué plus haut, ces tables peuvent être de simples fichiers, distribués comme tels.) Une utilisation directe des tables (ce qu'on nomme le Map Service) ferait beaucoup de travail pour le client : télécharger les tables (qui peuvent être très grosses), puis faire des calculs compliqués pour trouver le meilleur pair. ALTO fournit donc en plus des services auxiliaires pour les clients paresseux. Le premier est le service de filtrage (Map Filtering Service) : le client donne des informations supplémentaires et le serveur lui envoie des tables simplifiées, ne correspondant qu'à ce que le client a demandé. Le second service auxiliaire est le service d'information sur une extrémité (Endpoint Property Service) : le client demande des détails sur une extrémité, par exemple son type de connectivité (on préférera un pair connecté en FTTH à un pair ADSL). Enfin, le troisième service auxiliaire, Endpoint Cost Service permet d'obtenir directement les coûts d'une extrémité donnée. Mais, avant de détailler le protocole pour ces trois services, voyons le service de base, le Map Service, d'abord pour les tables, puis pour les coûts.

D'abord, l'accès aux informations sur le réseau, la Network Map (section 5). Elle part d'une observation : il est coûteux de distribuer l'information sur chaque machine connectée et c'est surtout inutile, les machines se groupant selon la topologie du réseau. Une Network Map est donc surtout une série de regroupements. Chaque regroupement est identifié par un PID (Provider-defined IDentifier) qui, comme son nom l'indique, n'a de sens que pour un opérateur donné. Chaque groupe désigné par un PID va comprendre un ou plusieurs préfixes d'adresses IP (d'autres identificateurs des extrémités sont possibles). Un PID peut désigner toute une ville, ou bien tout ce qui est connecté à un POP donné. On verra plus loin que les coûts sont indiqués par PID et pas par préfixe ou par adresse, de manière à diminuer la quantité d'information à manier. Dans le futur, des groupes pourront être identifiés par autre chose qu'un PID, par exemple un pays ou un AS. Un registre IANA a été créé pour stocker ces futurs propriétés des extrémités. À la réunion IETF de Toronto, en 2014, ont été ainsi discutées des propriétés comme « type d'accès » (ADSL ou 3G...), « volume limité » (pour les offres illimitées des opérateurs 3G/4G, etc.

Un exemple d'une table triviale serait :

• PID1 regroupe 192.0.2.0/24 et 198.51.100.0/25.
• PID2 regroupe 198.51.100.128/25.
• PID3 regroupe 0.0.0.0/0 (c'est-à-dire tout le reste de l'Internet).

Ensuite, la table des coûts (Cost Map, section 6). Elle est souvent plus dynamique que la table du réseau (ce qui justifie leur séparation) et indique les coûts vus par l'opérateur. Un « type de coût » comprend une métrique (une définition de comment on mesure un coût) et un mode (comment comparer les coûts, notamment est-ce qu'on peut appliquer des opérations arithmétiques comme l'addition). Les métriques possibles sont enregistrées à l'IANA et l'enregistrement de nouvelles métriques requiert un RFC qui ne soit pas un document individuel.

Au moins une métrique doit être utilisée par le serveur, routingcost, qui doit refléter le coût de routage. Elle n'est pas davantage définie donc cela peut être un nombre de kilomètres à vol d'oiseau, un nombre de sauts IP, un calcul à partir des coûts indiqués par l'IGP, etc. Quant aux modes, deux sont obligatoires, numerical et ordinal. Le premier utilise des nombres en virgule flottante et permet toutes les opérations arithmétiques classiques (comme l'addition de deux coûts), le second utilise des entiers et ne permet que les comparaisons. À la réunion IETF de Toronto, en juillet 2014, on a discuté de futures métriques comme par exemple le taux de perte de paquets, la gigue...

Une table des coûts triviale serait :

• En partant de PID1, le coût d'aller à PID2 est de 2 et le coût vers tout l'Internet (PID3) est de 5,
• En partant de PID2, le coût pour aller à PID1 est de 1 (les coûts ne sont pas forcément symétriques) et le coût vers le reste de l'Internet (PID3) de 4.

Pour la plupart des exemples ci-dessous, je vais utiliser un des rares serveurs ALTO publics existants, http://alto.alcatel-lucent.com:8000/. Le plus simple est d'utiliser curl, combiné avec jsonlint pour mieux afficher le JSON :

% curl -s http://alto.alcatel-lucent.com:8000/network/full | jsonlint -f
{ 
  "meta" : { "vtag" : { 
          "resource-id" : "default-network",
          "tag" : "192.11.155.88/f9d21e031e5cf58103d4687d65025cfb"
        } },
  "network-map" : { 
      "defaultpid" : { 
          "ipv4" : [ "0.0.0.0/0" ],
          "ipv6" : [ "::/0" ]
        },
      "mypid1" : { "ipv4" : [ 
              "15.0.0.0/8",
              "10.0.0.0/8"
            ] },
      "mypid2" : { "ipv4" : [ "192.168.0.0/16" ] },
      "mypid3" : { "ipv4" : [ "192.168.10.0/24" ] },
      "peeringpid1" : { "ipv4" : [ "128.0.0.0/16" ] },
      "peeringpid2" : { 
          "ipv4" : [ "130.0.0.0/16" ],
          "ipv6" : [ "2001:DB8::/32" ]
        },
      "transitpid1" : { "ipv4" : [ "132.0.0.0/16" ] },
      "transitpid2" : { "ipv4" : [ "135.0.0.0/16" ] }
    }
}

Et voilà, on a la table complète du réseau d'un FAI (fictif). La table contient des préfixes IP, avec le PID associé (par exemple, 128.0.0.0/16 a le PID peeringpid1).

La section 8 de notre RFC en vient au protocole : ALTO est un protocole REST pour accéder à des ressources (les tables) et à des annuaires de ressources, les IRD (Information Resource Directory). Les ressources sont récupérées en HTTP et ont donc un type de média indiqué (application/alto-networkmap+json pour la table du réseau, et application/alto-costmap+json pour la table des coûts). Ces types MIME ont été enregistrés dans le registre officiel. En général, les requêtes ALTO se font avec la méthode HTTP GET. Comme tous les protocoles s'appuyant sur HTTP, ALTO a à sa disposition toutes les fonctions rigolotes de HTTP, comme la mise en cache (RFC 7234). De même, la sécurité est fournie par les mécanismes HTTP habituels (HTTPS, authentification du RFC 7236, etc). Les codes de réponse habituels de HTTP sont utilisés, comme 200 si tout s'est bien passé, 405 si la méthode utilisée ne plait pas au serveur et 503 si le serveur a un problème temporaire.

Si la requête HTTP s'est bien passée, mais qu'un problème spécifique à ALTO est survenu, le serveur renvoie des données JSON de type application/alto-error+json. Elles comprennent au moins un champ code qui indiquera le type d'erreur par exemple E_SYNTAX pour des paramètres d'entrée incorrects, E_MISSING_FIELD pour l'absence d'un champ obligatoire, etc. Testons avec le serveur public, en envoyant du JSON incorrect (accolade ouvrante sans la fermante) :

% curl -s -d '{' -H "Content-Type: application/alto-networkmapfilter+json" \
   -X POST http://alto.alcatel-lucent.com:8000/network/filtered | jsonlint -f 
{ "meta" : { 
      "code" : "E_SYNTAX",
      "syntax-error" : "Premature EOF in JSON object; expecting key"
    } }

Les erreurs possibles sont dans un registre IANA (section 14.5 de notre RFC).

La section 9 présente l'IRD, l'Information Resource Base, le mécanisme de distribution de méta-information (où trouver la Network Map, où trouver la Cost Map, etc). Elle a aussi la forme de données JSON, servies sous le type application/alto-directory+json. Voici celle du serveur ALTO public indiqué plus haut :

% curl -s http://alto.alcatel-lucent.com:8000/directory | jsonlint -f 
{ 
  "meta" : { 
      "cost-types" : { 
          "hop-num" : { 
              "cost-metric" : "hopcount",
              "cost-mode" : "numerical",
              "description" : "Simple hopcount"
            },
...
      "default-alto-network-map" : "default-network",
      "priv:alu-server-info" : { 
          "Build-Date" : "2014-04-28 13:57:08 EDT",
          "Build-OS" : "Mac OS X 10.9.2",
          "Build-OS-Nodename" : "wdr-i7mbp2.mh.lucent.com",
          "Build-User" : "wdr",
          "Implementation-Title" : "ALTO Server Implementation",
          "Implementation-Vendor" : "Alcatel-Lucent (Bell Labs/Murray Hill)",
          "Implementation-Version" : "(2014-04-28 13:57:08 EDT)",
...
  "resources" : { 
      "costs-end" : { 
          "accepts" : "application/alto-endpointcostparams+json",
          "capabilities" : { 
              "cost-constraints" : true,
              "cost-type-names" : [ 
                  "rtg-num",
                  "rtg-ord",
                  "hop-ord",
                  "hop-num"
                ]
            },
          "media-type" : "application/alto-endpointcost+json",
          "uri" : "http://alto.alcatel-lucent.com:8000/costs/end"
        },
...
      "default-network" : { 
          "media-type" : "application/alto-networkmap+json",
          "uri" : "http://alto.alcatel-lucent.com:8000/network/full"
        },
...
    }
}

On y voit, par exemple, que si je veux obtenir la table complète du réseau, je dois demander http://alto.alcatel-lucent.com:8000/network/full, comme fait plus haut.

Bon, ce n'est pas tout, ça, il faut maintenant des données. La section 10 indique les types de base qui sont utilisés : les PID (identificateurs des réseaux) sont des chaînes de caractères ASCII, les ressources comme les Network Maps ont également un identificateur, le Resource ID (encore une chaîne ASCII), les extrémités sont en général identifiées par une adresse ou un préfixe IP, à la syntaxe traditionnelle, les mode et métriques des coûts sont des chaînes ASCII...

Avec ces types, on peut construire les données. Quand un client ALTO a l'adresse d'un pair potentiel, et cherche dans la table le PID correspondant, il peut y avoir plusieurs préfixes qui correspondent. Dans ce cas, c'est le plus spécifique qui gagne (règle dite du « longest match », cf. RFC 1812). Pour éviter toute ambiguité, la table doit être complète et sans recouvrement. Complète signifie que toutes les adresses doivent être présentes. Dans le cas d'un opérateur ayant une connectivité avec tout l'Internet, cela veut dire qu'il faut représenter toutes les adresses de l'Internet. Une entrée pour le réseau 0.0.0.0/0 en IPv4 et ::0/0 en IPv6 est le moyen le plus simple d'atteindre ce but : cette entrée, attrapera toutes les adresses non couvertes par un des préfixes plus spécifiques. Quant au non-recouvrement, il signifie que la table ne doit pas avoir deux préfixes identiques (il peut y avoir recouvrement mais uniquement entre préfixes de longueurs différentes, la règle du longest match permettra alors de sélectionner).

Par exemple, cette table est complète et sans recouvrement :

   "network-map" : {
     "PID0" : { "ipv6" : [ "::/0" ] },
     "PID1" : { "ipv4" : [ "0.0.0.0/0" ] },
     "PID2" : { "ipv4" : [ "192.0.2.0/24", "198.51.100.0/24" ] },
     "PID3" : { "ipv4" : [ "192.0.2.0/25", "192.0.2.128/25" ] }
   }

Avec cette table du réseau, 192.0.2.1 sera dans PID3 (le préfixe dans PID2 est moins spécifique), 198.51.100.200 sera dans PID2 et 203.0.113.156 sera dans PID1, en raison de la règle attrape-tout qui couvre tout l'Internet IPv4. Notez l'utilisation de la désagrégation : 192.0.2.0/24 a été représenté avec deux préfixes dans PID3 car, autrement, la table aurait eu un recouvrement.

Et la table des coûts ? Voici un exemple :

% curl -s http://alto.alcatel-lucent.com:8000/costs/full/routingcost/num | jsonlint -f
{ 
  "cost-map" : { 
      "defaultpid" : { 
          "defaultpid" : 15.0,
          "mypid1" : 15.0,
          "mypid2" : 15.0,
          "mypid3" : 15.0,
          "peeringpid1" : 15.0,
          "peeringpid2" : 15.0,
          "transitpid1" : 15.0,
          "transitpid2" : 15.0
        },
      "mypid1" : { 
          "defaultpid" : 4.0,
          "mypid1" : 15.0,
          "mypid2" : 15.0,
          "mypid3" : 15.0,
          "peeringpid1" : 15.0,
          "peeringpid2" : 15.0,
          "transitpid1" : 5.0,
          "transitpid2" : 10.0
        },
...
      "peeringpid1" : { 
          "defaultpid" : 15.0,
          "mypid1" : 15.0,
          "mypid2" : 15.0,
          "mypid3" : 15.0,
          "peeringpid1" : 15.0,
          "peeringpid2" : 15.0,
          "transitpid1" : 15.0,
          "transitpid2" : 15.0
        },
...
    },
  "meta" : { 
      "cost-type" : { 
          "cost-metric" : "routingcost",
          "cost-mode" : "numerical"
        },
      "dependent-vtags" : [ { 
            "resource-id" : "default-network",
            "tag" : "192.11.155.88/f9d21e031e5cf58103d4687d65025cfb"
          } ]
    }
}

On y voit, par exemple, que le coût entre

mypid1

et

peeringpid1

est de 15 (en utilisant la métrique routingcost).

On l'a vu, le client ALTO peut ne demander qu'une partie d'une table, pour réduire la consommation de ressources réseau et de temps de calcul. Ici, un client envoie un objet JSON (de type application/alto-networkmapfilter+json) qui indique quel(s) PID l'intéresse(nt) :

POST /networkmap/filtered HTTP/1.1
Host: custom.alto.example.com
Content-Length: 33
Content-Type: application/alto-networkmapfilter+json
Accept: application/alto-networkmap+json,application/alto-error+json

{
     "pids": [ "PID1", "PID2" ]
}

Notez qu'on utilise la méthode HTTP POST au lieu de GET. On peut aussi filtrer les tables de coûts, par exemple en n'acceptant qu'un seul mode.

Et voici une récupération des propriétés d'une extrémité, l'adresse de l'extrémité étant indiquée dans l'objet JSON application/alto-endpointpropparams+json :

POST /endpointprop/lookup HTTP/1.1
Host: alto.example.com
Content-Length: 181
Content-Type: application/alto-endpointpropparams+json
Accept: application/alto-endpointprop+json,application/alto-error+json

{
    "properties" : [ "my-default-networkmap.pid",
                     "priv:ietf-example-prop" ],
    "endpoints"  : [ "ipv4:192.0.2.34",
                     "ipv4:203.0.113.129" ]
}

HTTP/1.1 200 OK
Content-Length: 396
Content-Type: application/alto-endpointprop+json

...
    "endpoint-properties": {
      "ipv4:192.0.2.34"    : { "my-default-network-map.pid": "PID1",
                               "priv:ietf-example-prop": "1" },
      "ipv4:203.0.113.129" : { "my-default-network-map.pid": "PID3" }
    }
  }

Et ici une récupération des coûts associés à une extrémité. Par exemple, on est un client BitTorrent qui hésite entre trois pairs potentiels de l'essaim, 192.0.2.89, 198.51.100.34 et 132.0.113.45. On les envoie au serveur (notez les conséquences pour la vie privée : ce point est développé plus loin) :

# Les données JSON de la requête sont mises dans un fichier
% cat /tmp/select 
{
    "cost-type": {"cost-mode" : "ordinal",
                  "cost-metric" : "routingcost"},
    "endpoints" : {
      "srcs": [ "ipv4:10.0.2.2" ],
      "dsts": [
        "ipv4:192.0.2.89",
        "ipv4:198.51.100.34",
        "ipv4:132.0.113.45"
      ]
    }
  }

# On donne ce fichier à curl comme source des données à envoyer
# (option -d)
% curl -s -d '@/tmp/select' -H "Content-Type: application/alto-endpointcostparams+json" \
   -X POST http://alto.alcatel-lucent.com:8000/costs/end | jsonlint -f

Et le serveur ALTO répond en indiquant des coûts :

{ 
  "endpoint-cost-map" : { "ipv4:10.0.2.2" : { 
          "ipv4:132.0.113.45" : 2,
          "ipv4:192.0.2.89" : 1,
          "ipv4:198.51.100.34" : 1
        } },
  "meta" : { "cost-type" : { 
          "cost-metric" : "routingcost",
          "cost-mode" : "ordinal"
        } }
}

Ici, depuis la source 10.0.2.2, les meilleurs pairs sont 192.0.2.89 et 198.51.100.34, ex-aequo.

Pour rendre les choses plus concrètes, la section 12 du RFC présente un certain nombre de scénarios d'usage. Le premier, et le plus « évident » est celui d'un client ALTO placé dans un tracker pair à pair, un de ces logiciels qui aiguillent les pairs vers un pair qui a le contenu convoité. Chaque tracker gère des essaims (ensemble de pairs qui téléchargent le même fichier et a la tâche délicate de choisir quels pairs sont annoncés à chaque machine connectée au tracker (sauf si l'essaim est petit, auquel cas la tâche est triviale, on envoie tout). Les trackers utilisent déjà un ensemble de mécanismes pour cela et ils peuvent y ajouter ALTO. Comme un tracker pour un contenu populaire (mettons le dernier épisode d'une série télévisée très populaire) peut avoir des dizaines, voire des centaines de milliers de machines connectées, la meilleure solution ALTO est sans doute de télécharger la table du réseau et la table des coûts complètes et de les analyser. Pour chaque membre de l'essaim, le tracker cherchera le PID dans la table du réseau, puis le coût dans la table des coûts. Il enverra les pairs de préférence vers un pair du même PID ou, sinon, vers le pair au coût le plus bas.

Mais, pour diverses raisons, les pairs peuvent souhaiter faire la sélection eux-même. Les trackers sont des cibles évidentes pour la répression du pair à pair (ou, tout simplement, des SPOF...) et on peut vouloir se débrouiller sans eux, utilisant un mécanisme de rendez-vous complètement pair à pair comme une DHT. Dans ce cas, le client ALTO doit forcément être dans le logiciel de partage pair à pair (par exemple rTorrent). La technique la plus coûteuse, mais aussi celle qui préserve le mieux la vie privée de l'utilisateur, est que le logiciel télécharge la table du réseau et la table des coûts, puis fasse les calculs lui-même. Ainsi, il ne donnera presque aucune information au serveur ALTO.

Troisième scénario d'usage proposé par notre RFC, la sous-traitance des calculs et du filtrage au serveur ALTO, en utilisant le Map Filtering Service. Le logiciel pair à pair, cette fois, ne télécharge pas les tables entières, il indique au serveur ALTO une liste de pairs potentiels (trouvée, par exemple, sur la DHT), des critères de choix, et le serveur ALTO choisit le « meilleur » selon ces critères.

Notre RFC comprend ensuite une section 13 de discussion sur divers points du protocole. Premier point : comment un client trouve-t-il le serveur ALTO ? La norme ne définit pas une méthode unique et obligatoire. Le serveur peut être trouvé par une configuration manuelle, ou bien par la technique DNS du RFC 7286 sur la découverte de serveurs ALTO.

Et le cas d'une machine qui a plusieurs adresses IP ? C'est d'autant plus compliqué qu'il y a une interaction entre l'adresse utilisée, le FAI par lequel on passe et l'adresse du pair distant. ALTO ne fournit pas de solution immédiate, uniquement un mécanisme de description des extrémités suffisamment souple pour qu'on puisse y intégrer d'autres identificateurs que les bêtes adresses IP (voir plus haut les registres IANA de types d'adresses).

Reste à régler la question du passage par les routeurs NAT, le cauchemar habituel du pair à pair. En raison de ces obstacles, un protocole devrait éviter de transporter des adresses IP dans ses données, justement ce que fait ALTO. On a vu que, dans certains cas, le client ALTO indique son adresse au serveur, pour lui permettre un bon choix du pair. En raison du NAT, cette méthode ne marche pas forcément et le RFC autorise donc le serveur ALTO à utiliser l'adresse IP source des paquets ALTO entrants (adresse traduite par le routeur NAT) plutôt que celle indiquée dans les données JSON. Si le client ALTO n'est pas satisfait et veut indiquer lui-même son adresse IP dans les données, il doit utiliser un service comme STUN (RFC 8489) pour découvrir son adresse publique.

Et la sécurité dans tout ça ? La section 15 du RFC explore en détail les questions de sécurité d'ALTO. Le RFC cahier des charges, le RFC 6708, reconnaissait le problème et demandait des solutions minimum. D'abord, l'authentification. En effet, un attaquant peut vouloir distribuer de la fausse information ALTO, pour tromper un pair et l'envoyer vers des pairs plus lents. Cela serait une attaque par déni de service sur le réseau pair à pair. ALTO s'appuyant sur HTTP, les solutions de sécurité à utiliser sont celles de HTTP, essentiellement TLS. Pour l'authentification via un certificat, les clients et serveurs ALTO doivent bien suivre le RFC 6125. Attention, cette authentification se fait en fonction du nom présent dans l'URL utilisé par le client ALTO. Si celui-ci utilise un mécanisme de découverte de l'URL qui n'est pas fiable, la protection de TLS arrivera trop tard. Aujourd'hui, il n'y a pas de protection des données ALTO (pas de signature des maps, par exemple), seulement du canal par lequel elles transitent.

C'est bien joli d'authentifier le serveur ALTO mais encore faut-il qu'il soit digne de confiance. Si un méchant serveur ALTO distribue de mauvaise informations, comment peut-on se protéger ? Le RFC 5693 pointait déjà ce risque. Si les serveurs ALTO sont gérés par les FAI, comme beaucoup d'entre eux ont affirmé leur goût pour les violations de la neutralité du réseau, pourquoi les clients leur feraient-ils confiance ? Deux approches sont possibles pour le client ALTO. La première est d'analyser les conséquences de son choix. Si un logiciel pair à pair utilise parfois ALTO et parfois choisit les pairs au hasard, en mesurant les débits obtenus, il peut savoir si l'utilisation d'ALTO est dans son intérêt. (Attention, le but d'ALTO n'est pas uniquement la satisfaction du client : un FAI peut légitimement envoyer les clients vers des pairs qui ne sont pas plus rapides mais qui lui coûtent moins cher, par exemple parce qu'ils sont accessibles par un lien de peering gratuit.) Une seconde approche pour le client est de ne pas utiliser les serveurs ALTO du FAI (qui n'a pas forcément les mêmes intérêts que lui) mais des serveurs ALTO « neutres » fournis par une tierce partie (les exigences AR-20 et AR-21 dans le RFC 6708). Rappelez-vous aussi qu'ALTO n'est qu'une source d'information parmi d'autres, le client l'utilise pour sa prise de décision mais ne lui obéit pas aveuglément.

Et la confidentialité ? Bien sûr, une bonne partie des informations distribuées par ALTO sont publiques ou presque. La network map peut être vue comme confidentielle par le FAI mais, si elle est distribuée à tous ses clients, elle ne peut pas rester trop longtemps secrète. Néanmoins, on ne souhaite pas forcément que n'importe quel espion lise tout le trafic ALTO. Après tout, en combinant la table du réseau et celle des coûts, un attaquant peut récolter plein d'information sur le réseau d'un opérateur, à des fins d'espionnage industriel, ou bien pour préparer une attaque par déni de service. Et les informations données par les clients (liste de pairs potentiels...) sont également très sensibles. Que peut-on faire contre l'espionnage ? D'abord, au moment de créer les tables qui seront utilisées par ALTO, il faut se rappeler qu'ALTO n'impose pas un niveau de détail particulier. Le FAI qui veut avant tout optimiser le trafic fournira un grand niveau de détails, celui qui craint l'espionnage économique donnera des tables plus grossières. Ensuite, pour éviter l'écoute par un tiers, ALTO utilise, comme pour l'authentification, les solutions habituelles de HTTP, en l'occurrence TLS.

Notre RFC se penche aussi sur la vie privée des clients ALTO. D'abord, en raison de l'utilisation de HTTP, certains des risques de vie privée de HTTP affectent ALTO (par exemple l'utilisation de cookies, pas obligatoire dans ALTO mais qui peuvent être activés par défaut par certains clients HTTP). Ensuite, il y a clairement des risques de confidentialité différents pour le client et pour le serveur ALTO. Le client soucieux de vie privée a tout intérêt à télécharger l'intégralité des tables (réseau et coûts) et à faire la sélection soi-même, ne transmettant ainsi aucune information au serveur. En revanche, le serveur soucieux de sa vie privée à lui va vouloir le contraire : ne pas envoyer les tables complètes mais demander au client de lui fournir des critères de filtrage, avec lesquels le serveur fera son choix. On peut donc s'attendre, si ALTO se répand, à des conflits entre utilisateurs et FAI, par exemple si un FAI décide de ne pas fournir le service « tables complètes » et impose l'utilisation des services avec filtrage.

Dernier risque de sécurité pour ALTO, le risque de panne. Si on est habitué à utiliser ALTO, on sera bien embêté si un attaquant trouve le moyen de planter le serveur ALTO. Cela peut servir à aggraver une attaque par déni de service. Ce risque est d'autant plus important qu'un serveur ALTO peut se trouver, si on lui demande de faire des filtrages, dans l'obligation de faire des gros calculs, décidés par son client. Un client malveillant peut ainsi générer facilement une table avec N origines et M destinations, forçant le serveur à calculer N*M chemins. Un serveur ALTO doit donc être prudent sur ce point et prévoir de la limitation de trafic, et sans doute de l'authentification des clients (par exemple, pour un FAI, restreindre l'accès à ses abonnés).

Reste la gestion d'ALTO (section 16). Suivant le RFC 5706, cette section va se pencher sur les problèmes concrets des pauvres ingénieurs système qui vont devoir déployer ALTO et le maintenir en état de marche. ALTO reposant sur HTTP, cela impose l'installation et le maintien d'un serveur HTTP, soit un serveur standard avec un module ALTO, soit un serveur ALTO incluant le protocole HTTP. Mais il y a des problèmes plus sérieux, notamment les choix des services rendus. Par exemple, quel niveau de détail envoie-t-on, quelles requêtes permet-on ? Si on refuse d'envoyer la table du réseau complète, que doit-on faire lorsqu'une requête avec filtrage arrive, avec un filtre vide (un client ALTO astucieux peut utiliser cela pour contourner les restrictions d'accès à la table complète) ? Il faut aussi décider d'un mécanisme pour distriber l'URL où trouver le serveur ALTO. Dans la documentation accessible aux utilisateurs ? Uniquement avec la méthode du futur RFC sur l'utilisation du DNS pour trouver le serveur ? ? (Le RFC n'en parle pas mais le faible nombre de clients ALTO existants n'aide pas à trancher sur ces points.) Heureusement, il n'y a pas encore de question de migration à assurer, puisque ALTO est un nouveau service.

Pour l'opérateur réseau, ALTO va, s'il est utilisé, mener à des déplacements du trafic vers d'autres lignes. C'est bien son but mais cela peut entraîner des surprises : le responsable du serveur ALTO a désormais les moyens d'influencer sur la localisation du trafic, autant que celui qui configurait MPLS ou OSPF.

Pour la journalisation, le RFC recommande que les serveurs ALTO utilisent le standard syslog (RFC 5424), ce que ne font typiquement pas les serveurs HTTP habituels.

ALTO ne fournit pas encore d'interface standard de communication entre serveurs ALTO (par exemple pour agréger de l'information provenant de diverses sources), ni de MIB, ni d'interface standard de configuration, style NETCONF.

Pour les passionnés d'histoire, l'annexe B rappelle tous les ancêtres d'ALTO, notamment P4P (voir « P4P: Provider Portal for (P2P) Applications », présenté à SIGCOMM en 2008.

Et les mises en œuvre existantes ? On a vu le serveur d'Alcatel-Lucent. Il existe aussi celui fait à partir d'un dessin fameux de XKCD. Trois mises en œuvre différentes ont été montrées à la réunion IETF 80 et bien plus ont été testées rigoureusement lors d'un test d'interopérabilité à l'IETF 81. Les résultats sont documentés en ligne. Un autre test a eu lieu à l'IETF 85 et est également documenté.

Merci à Wendy Roome pour le serveur ALTO public utilisé ici, et pour ses patientes explications.

Un des obstacles à un plus large déploiement de DNSSEC est la nécessité de faire mettre, par le gestionnaire de la zone parente, un enregistrement faisant le lien avec la clé de signature de la zone fille. Cet enregistrement, nommé DS (pour Delegation Signer) est indispensable pour établir la chaîne de confiance qui va de la racine du DNS à la zone qu'on veut sécuriser. Mais, autant signer sa zone ne nécessite que des actions locales, qu'on peut faire tout seul, mettre cet enregistrement DS dans la zone parente nécessite une interaction avec une autre organisation et d'autres personnes, ce qui est souvent compliqué et réalisé d'une manière non standardisée. Ce nouveau RFC propose une méthode complètement automatique, où la zone fille publie les enregistrements de clé localement, et où la zone parente va les chercher (via le DNS) et les recopier.

Faire passer de l'information de la zone fille à la zone parente se fait actuellement avec des mécanismes ad hoc, par exemple via un formulaire Web ou une API chez le BE (cf. section 2.2 du RFC). Un exemple de l'opération est décrit dans mon article sur le remplacement d'une clé. Il faut transmettre les clés (ou leur condensat, le futur enregistrement DS, cf. RFC 4034) à la zone parente pour que la zone soit vérifiable avec DNSSEC. Et il faut le refaire lorsqu'on change la clé. Comme pour tout processus qui franchit les frontières entre deux organisations humaines, bien des choses peuvent aller de travers, surtout lorsqu'il est partiellement effectué manuellement. Et l'absence de techniques normalisées rend difficile le changement de prestataire.

Notre nouveau RFC propose donc une autre méthode : le gestionnaire de la zone signée publie ses clés uniquement dans sa zone, et la zone parente l'interroge à la recherche de nouvelles clés à publier. La sécurité du processus est assurée par les signatures DNSSEC. Ce mécanisme ne marche donc que pour les mises à jour, pas pour la configuration initiale (puisque celle-ci ne peut pas être vérifiée par DNSSEC). Depuis, le RFC 8078 a présenté un moyen de faire la configuration initiale.

En attendant le déploiement du RFC 8078, ce mécanisme supprimera néanmoins une opération pénible et qui est apparemment mal maitrisée par bien des gérants de zones DNS. Naturellement, les anciennes solutions resteront disponibles pour ceux qui préfèrent, et pour le premier envoi des clés, lorsque la zone devient signée. À noter que cette solution est spécifique aux informations DNSSEC (clés de signature). Il y a d'autres informations qu'on pourrait vouloir transmettre automatiquement au parent (serveurs de noms, colle) mais cela dépendra d'autres RFC.

Un petit mot de terminologie : il existe plusieurs mécanismes de gestion (au sens organisationnel) de la relation entre une zone DNS parente et une zone fille. Cette relation peut être directe (par exemple, dans une université, entre l'administrateur de la zone du département de mathématiques et l'administrateur de la zone de l'université), indirecte (passage par un intermédiaire, le BE, imposé, celui-ci communiquant ensuite avec le registre, souvent via EPP) ou complexe (gestion de la racine où le gérant d'un TLD passe par l'ICANN pour un changement qui est fait par le NTIA et Verisign). Pour traiter tous ces cas, le RFC utilise le terme d'« agent du parent » (parental agent) pour désigner l'entité avec lequel le gestionnaire de la zone fille communique, que cette entité soit le gestionnaire de la zone parente ou pas. L'agent du parent est donc l'administrateur de la zone de l'université dans le premier cas, le BE dans le second et l'ICANN dans le troisième. L'annexe A de notre RFC revient en détail sur ces différents modèles et leurs conséquences.

À noter d'ailleurs une complication supplémentaire : le titulaire de la zone fille ne gère pas forcément ses serveurs DNS lui-même (section 2.2.1 du RFC). Il a pu les déléguer à un tiers, l'hébergeur DNS, ou à son agent du parent (il est fréquent que les gens qui louent un nom de domaine à un BE lui confient également l'hébergement DNS). Dans ce dernier cas, tout est simple, l'utilisateur active la signature DNSSEC (ça peut même être fait par défaut, pour épargner ce choix technique à l'utilisateur) et l'hébergeur DNS s'occupe de tout.

Autre point à garder en tête : on peut transmettre à la zone parente un enregistrement DS (le condensat d'une clé) ou bien DNSKEY. Certains gérants de zones demandent un DS, d'autres un DNSKEY, d'autres acceptent les deux. La solution technique de ce RFC marche dans tous les cas.

Voyons maintenant la solution technique choisie. Elle est décrite en section 3. Deux nouveaux enregistrements DNS sont créés, CDS et CDNSKEY, correspondant respectivement aux DS et DNSKEY. Ils sont publiés dans la zone fille (le C initial veut dire Child) et indiquent à la zone parente les informations que la zone fille veut lui transmettre. Le CDS, type 59, a le même format que le DS (RFC 4034, section 5) et le CDNSKEY, type 60, le même format que le DNSKEY (RFC 4034, section 2). Comme on l'a vu plus haut, certains parents demandent un DS, d'autre un DNSKEY. La fille peut publier juste le CDS ou juste le CDNSKEY, selon la parente, ou bien les deux.

L'utilisation de CDS et de CDNSKEY (section 4) est facultative. S'ils sont absents, tout continue comme aujourd'hui. S'ils sont présents, la zone parente qui les détecte peut les publier sous forme d'enregistrement DS (en copiant le CDS ou bien en calculant un DS à partir du CDNSKEY). CDS et CDNSKEY doivent évidemment être signés avec DNSSEC (autrement, on pourrait empoisonner la zone parente) et doivent correspondre à ce qui est réellement dans la zone fille (par exemple, le CDS doit correspondre à une DNSKEY réellement existante). Le mécanisme marche aussi pour les suppressions, la zone parente pouvant retirer les DS qui n'ont plus de CDS mais avec des précautions (section 4.1) : pas question de « dé-sécuriser » la zone en retirant tous les DS valides, par exemple (la possibilité de retrait de DS de la zone parente est, à mon avis, pas très clairement expliquée dans le RFC, mais le RFC 8078 a présenté une solution). La parente peut ensuite prévenir la fille que les nouveaux DS ont été pris en compte et les anciens retirés (par exemple par courrier). Une fois que c'est fait, la zone fille peut supprimer CDS et CDNSKEY. (Attention à bien les supprimer tous : si on en supprime certains, la zone parente va retirer les DS correspondants. Aucun CDS/CDNSKEY ne veut pas dire « supprimer tous les DS » mais « ne faire aucun changement .)

(Au passage, pourquoi avoir un CDNSKEY, pourquoi la zone parente ne regarde pas directement le DNSKEY ? Il y a deux raisons : la première est qu'en général, on ne veut pas publier le DS tout de suite, on souhaite d'abord tester la configuration DNSSEC pendant plus ou moins longtemps. La zone va donc rester signée mais pas rattachée de manière sécurisée à sa parente. Ce rattachement doit être volontaire et explicite car, à partir du moment où il est fait, les erreurs DNSSEC ne pardonnent plus. La deuxième raison est qu'il peut y avoir plusieurs clés dans la zone fille, dont certaines sont, par exemple, en cours de retrait et ne doivent pas être utilisées pour faire un DS.)

Comment l'agent du parent sait-il qu'une zone fille a publié de nouveaux CDS ou CDNSKEY ? Une possibilité est l'interrogation régulière des zones. C'est simple à faire et automatique pour le gérant de la zone fille mais cela peut poser des problèmes de performance pour, par exemple, un gros BE qui gérerait des centaines de milliers de zones (section 6.1). Une autre est de fournir aux clients un bouton à pousser sur un formulaire Web quelconque, indiquant qu'il y a du nouveau dans la zone. Cette deuxième possibilité peut aussi permettre, si le formulaire Web est authentifié et qu'on présente à l'utilisateur le DS pour vérification, de faire l'ajout initial du DS (cela suppose que l'utilisateur fasse une vérification sérieuse… voir à ce sujet le RFC 8078). On peut aussi envisager une API simple pour cela, mais rien n'est encore normalisé. (C'était l'une des plus grosses controverses lors du développement de ce RFC : la méthode décrite ici doit-elle être la méthode officielle ou bien juste une méthode parmi d'autres ? Pour l'instant, c'est la seule normalisée mais elle n'est nullement obligatoire.)

La section 9 du RFC est l'analyse de sécurité de ce système. En automatisant le plus possible la transmission des clés de la fille à la parente, on espère augmenter la sécurité, en diminuant les risques d'erreurs humaines (copier/coller maladroit d'une DS dans un formulaire Web, par exemple). Cette décroissance des incidents aiderait au déploiement de DNSSEC. Mais il n'y a pas de miracle : le gérant de la zone fille pourra toujours faire des bêtises comme de supprimer de sa zone toutes les DNSKEY correspondant aux DS dans la zone parente.

Si le système d'avitaillement de la zone fille est piraté, le pirate pourra évidemment créer des CDS et CDNSKEY signés. Bien sûr, aujourd'hui, il peut déjà créer des enregistrements mais, dans ce cas, cela permettra peut-être d'étendre la durée de l'attaque (il faudra republier les bons CDS/CDNSKEY et attendre la mise à jour de la parente).

Dans le cas où la la gestion de la zone fille est sous-traitée à un hébergeur DNS, cette nouvelle technique a l'avantage que l'hébergeur DNS peut publier les CDS/CDNSKEY lui-même et donc mettre à jour la zone parente sans qu'on ait besoin de lui confier le mot de passe du compte chez le BE.

On peut mettre facilement des CDS et des CDNSKEY dans BIND depuis la version 9.10.1. Sinon, quels « agents de parent » mettent en œuvre ce RFC ? Pour l'instant, le serveur FRED, et ça marche dans .cz. Et, sinon, il existe un logiciel public qui fait ce travail de récupération et validation des CDS et CDNSKEY, cds-monitor. Jan-Piet Mens a fait un récit de son utilisation avec PowerDNS et BIND et l'outil dnssec-cds.

La sécurité du routage BGP est un sujet de préoccupation sur l'Internet depuis de nombreuses années. Ce protocole ne dispose en effet par défaut d'aucune sécurité, n'importe quel opérateur (ou personne extérieure ayant piraté les routeurs d'un opérateur) pouvant annoncer une route vers n'importe quel préfixe, détournant, par exemple le trafic d'un service vital. Ce manque de sécurité ne vient pas d'une confiance naïve dans la nature humaine, mais plutôt de la nature même de l'Internet : il n'y a pas (heureusement !) de Haute Autorité Supérieure de l'Internet qui connaitrait tous les opérateurs et pourrait les autoriser et les surveiller. Un opérateur ne connait (et encore, pas toujours très bien) que ses voisins immédiats, et ne sait pas quelle confiance accorder aux autres. Dans ces conditions, la sécurisation de BGP est forcément un projet à long terme. La première grande étape avait été la normalisation et le déploiement de RPKI et ROA. L'étape suivante est la sécurisation du chemin entier (et pas uniquement de l'origine), dont ce nouveau RFC est le cahier des charges. En route donc vers BGPsec ! (Le nom PATHsec ne semble plus utilisé.)

Rappelons en effet qu'une annonce BGP (RFC 4271) comprend un chemin, la liste des AS par lesquels l'annonce est passée (et, dans la plupart des cas, celle, en sens inverse, dans lequel un paquet IP émis par le récepteur de l'annonce voyagera s'il veut atteindre l'AS d'origine). Voici un telle annonce, extraite du service de looking glass d'Hurricane Electric :

Prefix: 2001:678:c::/48,  Status: E,  Age: 31d9h14m31s
         NEXT_HOP: 2001:7fa:0:1::ca28:a116, Metric: 0,  Learned from Peer: 2001:7fa:0:1::ca28:a116 (1273)
          LOCAL_PREF: 100,  MED: 1,  ORIGIN: igp,  Weight: 0
         AS_PATH: 1273 2200 2484

Le chemin comprend trois AS, et l'origine, l'AS émetteur de l'annonce, est 2484 (oui, tout à droite : un chemin d'AS se lit de droite à gauche).

Avec les certificats de la RPKI (RFC 6480) et avec le système des ROA (Route Origin Authorization, RFC 6482), on peut désormais (RFC 6811) valider l'origine d'une annonce. Cela protège contre les détournements accidentels (comme celui de YouTube par Pakistan Telecom cité plus tôt), où l'AS d'origine est en général celle du détourneur. Mais lors d'une attaque délibérée, l'attaquant peut tricher sur le chemin et envoyer une annonce avec un chemin d'AS qui semble correct, avec la bonne origine. RPKI+ROA ne protègent pas contre cet attaquant compétent. (Les RFC 4593 et RFC 7132 décrivent en détail les vulnérabilités de BGP.)

Maintenant, place aux exigences que devra satisfaire la nouvelle solution de sécurisation. La section 3 du RFC liste les exigences générales et la section 4 celles spécifiques au traitement effectué lors de la réception d'une annonce BGP. Les exigences générales d'abord, numérotées de 3.1 à... 3.23 (oui, une longue liste). D'abord, 3.1 et 3.2, qui résument le projet complet : le routeur BGP qui reçoit une annonce doit pouvoir déterminer, avec un bon niveau de confiance, que l'origine dans l'annonce (exigence 3.1), et le chemin des AS (AS Path) dans l'annonce (exigence 3.2) sont authentiques. On veut être sûr que l'AS d'origine avait bien le droit d'annoncer ce préfixe, et que le chemin d'AS dans l'annonce reflète bien le chemin suivi par l'annonce (dans l'exemple ci-dessus, que 2484 avait bien le droit d'annoncer le préfixe 2001:678:c::/48, et qu'il a bien transmis l'annonce à 2200, qui l'a lui-même bien transmis à 1273). Attention, il ne s'agit pas uniquement de montrer que le chemin d'AS est possible (ces AS sont bien des pairs...) mais que c'est bien celui qui a effectivement été utilisé. Les autres attributs de l'annonce (comme le MED dans l'exemple ci-dessus) ne sont pas protégés (exigence 3.3) car ils ne sont utilisés que dans un AS ou ses voisins immédiats. (Voir aussi l'exigence 3.10.)

Comme toute technologie nouvelle, BGPsec aura des difficultés de déploiement, dans un Internet très ossifié, et la nouvelle solution devra donc être déployable de manière incrémentale (exigences 3.4 et 3.5) : les routeurs BGPsec devront pouvoir travailler avec les routeurs actuels (exigence 3.13 ; la section 5 reconnait que cette exigence ouvre la voie aux attaques par repli, où un attaquant réussit à faire croire qu'un pair ne gère pas BGPsec et qu'il faut donc se replier sur un protocole non sécurisé). Au début, les routeurs BGPsec auront sans doute des pairs BGPsec et d'autres en BGP non sécurisé et BGPsec doit donc pouvoir être configuré pair par pair (exigence 3.12). La cryptographie peut coûter cher en ressources matérielles et un routeur BGP typique a un CPU moins puissant que celui d'une console de jeu de salon. L'exigence 3.6 autorise donc BGPsec à réclamer du matériel nouveau (par exemple des processeurs cryptographiques spécialisés). La compatibilité avec le matériel existant n'est donc pas exigée.

L'attaquant n'est pas forcément situé dans un garage à des milliers de kilomètres, comme dans le cas des détournements BGP spectaculaires connus. Il peut aussi être mieux placé, par exemple sur le lien entre deux routeurs (l'attaquant peut être sur le même point d'échange que ses victimes...) L'exigence 3.8 impose donc une solution qui marche même en cas d'ennemi sur le lien Ethernet (le RFC note que AO - RFC 5925 - ou TLS - RFC 5246 suffisent).

La cryptographie ne sert pas à grand'chose si on n'a pas de moyen de vérifier l'authenticité des clés utilisés. C'est bien joli de tester l'intégrité d'une signature mais il faut aussi que la clé de signature soit reliée aux ressources qu'on veut protéger (ici, les préfixes d'adresses IP et les numéros d'AS). L'exigence 3.9 dit donc que la solution technique a le droit de s'appuyer sur une infrastructure existante établissant ce lien, comme la RPKI (et qu'évidemment cette infrastructure doit être fiable, cf. section 5). 3.17 ajoute que cette infrastructure doit permettre le choix, par l'opérateur, des entités à qui faire confiance (toutes les mises en œuvre actuelles de la RPKI permettent cela, en éditant la liste des trust anchors).

L'exigence 3.14 concerne une question de gouvernance. Il a souvent été reproché aux projets de sécurisation de BGP de faire un déplacement de pouvoir, des opérateurs BGP aux RIR qui gèrent les points de départ de la RPKI. Avec le BGP traditionnel, le RIR a un pur rôle de registre, il ne prend aucune décision opérationnelle concernant le routage. Avec un BGP sécurisé, ce n'est plus le cas. Pour rassurer les opérateurs, 3.14 rappelle que, signature correcte ou pas, la décision d'accepter, de refuser, de prioriser ou de déprioriser une annonce doit rester locale au routeur et à son opérateur. La question « que doit faire un routeur BGPsec en recevant une annonce invalide ? » n'a donc pas de sens et les futurs RFC n'y répondront pas. BGPsec permettra de dire « cette annonce est invalide », il ne dira pas quelle politique adopter vis-à-vis de ces annonces.

Pas question de sacrifier le secret des affaires à la sécurité BGP : l'exigence 3.18 dit que BGPsec ne doit pas révéler au monde plus que ce que BGP diffuse déjà. On ne pourra donc pas exiger, par exemple, qu'un opérateur publie la liste de ses pairs privés ou de ses clients.

Bien sûr, la solution adoptée devra permettre (exigence 3.19) la journalisation des événements pertinents, notamment en matière de sécurité (c'est plus une exigence pour les mises en œuvre que pour les futurs RFC).

Rien n'étant éternel dans l'Internet, le BGP sécurisé devra ré-authentifier les informations de temps en temps, par exemple suite aux mises à jour de la RPKI (exigence 3.20), même s'il n'y a pas eu de changement BGP (ce protocole n'annonce en effet que les changements : une route qui n'a pas changé ne sera pas ré-annoncée périodiquement, et les sessions BGP peuvent durer des mois, l'annonce montrée au début de cet article était vieille de 31 jours).

Enfin, pour en finir avec les exigences générales, la 3.21 impose que la solution BGPsec permette de changer les algorithmes cryptographiques utilisés, pour faire face aux progrès de la cryptanalyse.

La section 4 décrit les exigences spécifiques au traitement des messages BGP UPDATE qui annoncent une nouvelle route ou bien en retirent une ancienne. C'est le moment où il faut valider (exigences 4.1 et 4.2). L'exigence 4.3 dispense BGPsec d'une protection générale contre les attaques par rejeu, qui resteront donc possibles (retransmission d'une annonce BGP qui était valide mais ne l'est plus, vu les changements dans le graphe BGP). Plus difficile, 4.4 demande qu'on puisse se protéger, au moins partiellement, contre le retrait par l'attaquant d'un message BGP.

Pour terminer, la section 5, sur les problèmes généraux de sécurité, rappelle plusieurs choses importantes notamment le fait que la sécurité du routage ne garantit pas celle des paquets IP (« The data plane may not follow the control plane ») et le fait qu'une sécurité de bout en bout, assurée par les deux machines qui communiquent, reste nécessaire. (Il existe d'autres moyens de détourner le trafic que les attaques BGP.)

Le protocole n'est pas encore terminé (ce RFC n'est qu'un cahier des charges) et il n'existe donc pas encore de mise en œuvre de BGPsec dans du code livré aux opérateurs.

Merci à Bruno Decraene pour les corrections.

Vous voulez patcher des documents XML, c'est-à-dire envoyer juste la différence entre deux documents à un serveur pour qu'il applique les opérations de transformation qui vont rendre les deux documents identiques ? Le RFC 5261 fournissait un format de description de ces patches. Il manquait toutefois un type MIME décrivant ce format. C'est désormais fait, avec la normalisation dans ce RFC du type de média application/xml-patch+xml.

Outre le RFC 5261, qui décrivait un format pour les patches XML, l'un des protocoles qui utilisent le plus XML, HTTP, a une opération PATCH qui permet de mettre à jour une ressource Web distante (RFC 5789). HTTP, comme d'autres protocoles de l'Internet, étiquette les ressources envoyées ou récupérées avec un type de média (dit aussi « type MIME », cf. RFC 6838), et pour utiliser le format du RFC 5261 avec l'opération PATCH du RFC 5789, il fallait un tel type, désormais application/xml-patch+xml. (Pour l'opération PATCH, les serveurs HTTP choisissent librement les formats de patch qu'ils gèrent, il n'existe pas de format obligatoire. Ils peuvent accepter diff, ce nouvel application/xml-patch+xml et/ou bien d'autres.)

Notez que le RFC 5261 définissait un type MIME mais uniquement pour les messages d'erreur, application/patch-ops-error+xml.

Outre l'enregistrement du type MIME application/xml-patch+xml, ce nouveau RFC corrige également les erreurs du RFC 5261, liées à la complexité de la combinaison entre XPath et les namespaces XML.

Une des raisons pour lesquelles le RFC 5261 ne définissait pas de type MIME est qu'il ne définissait pas un format complet mais juste les éléments XML indiquant l'ajout, la suppression ou la modification d'éléments XML dans le document cible. Notre nouveau RFC, lui, définit un format complet, où les éléments de patch sont inclus dans un document dont l'élément racine est <patch> (et qui sera donc servi avec le type MIME application/xml-patch+xml). Voici un exemple d'un tel document :

<p:patch xmlns:p="urn:ietf:rfc:7351">
     <p:add sel="/section"><para>Nouveau paragraphe, lorem, ipsum, dolor, etc</p:add>
</p:patch>

Notez que l'élément à la racine, <patch> et les éléments du RFC 5261 comme <add> sont dans le même espace de noms urn:ietf:rfc:7351. À part ça, on peut reprendre les exemples du RFC 5261 tels quels (voir la section 2.2 de notre nouveau RFC).

L'annexe A contient un certain nombre de détails techniques. D'abord, une discussion détaillée du problème de la correspondance de deux espaces de noms en XML, problème difficile et où le RFC 5261 s'était planté. Ensuite, le problème des espaces de noms dans le document résultat, où les règles ne sont pas les mêmes en XML et en XPath.

Pour comprendre ce dernier problème, regardez ce document XML :

<x xmlns:a="tag:42">
       <y/>
</x>

L'espace de noms est le même pour les deux éléments XML (URI tag:42, qui utilise de manière inhabituelle le RFC 4151). Mais dans ce document XML quasi-identique :

<x xmlns:a="tag:42">
       <y xmlns:a="tag:42"/>
</x>

Chaque élément a sa propre déclaration d'espace et de noms et, si le patch veut modifier /x/namespace::a, ce sélecteur XPath ne désigne que le nœud <x>, et <y> ne doit pas, lui, être modifié. Or, XPath ne fournit pas assez d'informations pour cela, un logiciel de patch XML doit donc trouver une autre façon de déterminer où stopper sa récursion (par exemple en utilisant DOM). Une mise en œuvre naïve du RFC 5261 qui ne s'appuyerait que sur XPath échouerait dans des cas comme celui indiqué dans ce paragraphe.

Enfin, l'annexe B contient une grammaire ABNF des expressions autorisées par le sous-ensemble de XPath du RFC 5261, pour ceux qui n'aiment pas le W3C Schema qu'utilisait le premier RFC.

Des mises en œuvre complètes de XML Patch+ ce nouveau RFC ? Il y en a apparemment une dans le xDB d'EMC.

S'il y a un mot galvaudé, dans l'univers du numérique, c'est bien celui de « hacker ». Ce terme est utilisé aussi bien pour parler du méchant en cagoule dans son sous-sol et qui fait sauter des centrales nucléaires à distance, que pour le type qui se croit un génie parce qu'il a installé Yo sur son iPhone. Ici, dans le livre d'Amaelle Guiton, « hacker » retrouve son sens original : celui (ou celle) qui ne se contente pas de faire fonctionner des systèmes techniques existants, mais qui veut les comprendre, les modifier, voire les subvertir.

Un petit livre trop court pour couvrir tous les hackers intéressants : on rencontre WikiLeaks, Telecomix, des gens anonymes et d'autres très exposés, toute la galaxie de ceux qui pensent qu'on peut changer le monde, et en tout cas la technique. À lire et surtout à faire lire par ceux qui ne connaissent du hacker que les reportages de TF1.

À noter que le livre n'est pas facile à trouver dans les librairies, le mieux, comme je l'ai fait, est de le faire commander par sa librairie de quartier (vous n'allez pas le commander sur Amazon, quand même, vu le sujet.) Mais vous avez aussi d'autres solutions expliquées sur le site officiel (oui, je sais, le lien vers  « version papier » ne marche plus. Comme je l'ai dit, demandez à votre libraire.)

Vous pouvez aussi regarder un interview de l'auteure ou un autre.

Voilà, il y a quelques jours, j'ai reçu mon téléphone « équitable » Fairphone. Qu'a-t-il d'équitable et que fournit-il ?

Les protocoles de résolution d'adresse IP en adresse MAC sur un réseau local, ARP pour IPv4 et ND pour IPv6, fonctionnent par diffusion. Le client crie à tout le monde « qui connaît 2001:db8:376:ab::23:c0f ? » et la machine qui se reconnaît répond. L'inconvénient de ce mécanisme est qu'il passe mal à l'échelle : lorsque des centaines de milliers de machines virtuelles sont sur le même réseau local dans un grand data center, et crient toutes en même temps, le réseau va souffrir. Ce nouveau RFC ne propose pas de solution mais décrit les pratiques qui sont actuellement utilisées pour limiter les dégâts.

Le problème des protocoles ARP (RFC 826) et ND (RFC 4861) dans les grands data centers a été décrit en détail dans le RFC 6820. Le problème a toujours existé mais est devenu bien plus sérieux depuis qu'on pratique massivement la virtualisation et que le nombre de machines qui font de l'ARP ou du ND a explosé. Le désir de souplesse dans la gestion de ces machines fait qu'il est difficile d'architecturer le réseau en fonction de ce problème. Par exemple, faire de chaque machine physique un réseau limiterait la diffusion des requêtes ARP ou ND mais obligerait à changer l'adresse IP des machines virtuelles lorsqu'elles passent d'une machine physique à une autre, annulant ainsi cette souplesse que fournit la virtualisation.

Les trois principales conséquences de cette augmentation du trafic ARP/ND :

• Consommation de capacité réseau au détriment du trafic « utile » (bien sûr, avec les liens modernes à 10 Gb/s, c'est moins grave qu'avant),
• Augmentation de la charge de travail des routeurs, sans doute la conséquence la plus gênante aujourd'hui (cf. une étude de Merit),
• En IPv4, augmentation de la charge de toutes les machines car la diffusion est totale (IPv6 utilise le multicast). Là encore, l'augmentation des ressources de calcul des équipements réseau peut aider : un test en laboratoire indique que 2 000 messages ARP par seconde consomment 2 % du CPU d'un serveur.

Comme expliqué dans la section 3, le réseau interne d'un grand data center a en général une de ces trois architectures :

• Connectivité au niveau 3 (L3), c'est-à-dire qu'on fait du routage IP dans le data center,
• Tout en niveau 2, le data center est un grand réseau L2,
• Virtualisation du réseau (overlay).

Pour chacune de ces architectures, une section de notre RFC décrit les pratiques actuelles pour limiter l'effet des protocoles de résolution.

Dans le premier cas (réseau L3), c'est la section 4. Les réseaux utilisant le routage mettent un routeur IP dans chaque baie, voire un pour chaque machine physique. Gros avantage : la diffusion des messages ARP ou ND, qui ne va pas au-delà du premier routeur, est très limitée. Le problème décrit dans le RFC 6820 disparaît donc complètement. Inconvénient : on n'a plus aucune souplesse. Changer une VM de baie, voire de serveur physique dans la même baie, oblige à la changer d'adresse IP, ce qui va casser les sessions en cours, nécessiter une reconfiguration, etc. Cette architecture ne convient donc que lorsque le data center est assez statique, ou bien lorsque les services qui y tournent peuvent supporter ces changements d'adresses IP.

Variante sur cette architecture (non mentionnée dans le RFC mais que j'emprunte à Vincent Bernat), annoncer dans le protocole de routage interne une route par machine (un préfixe /32 en IPv4 et /128 en IPv6). Cela résout ce problème et permet de tout faire en L3, mais, si on a des centaines de milliers de machines, le protocole de routage va souffrir.

Deuxième architecture possible (section 5), le grand réseau L2 où toute diffusion va frapper toutes les machines. Cette fois, le problème des messages de diffusion ARP ou ND va se poser en grand. Les routeurs qui vont faire communiquer ce réseau L2 avec l'extérieur vont souffrir. Comment diminuer cette souffrance ? D'abord, pour le cas où une machine cherche à communiquer avec une machine externe et doit donc résoudre l'adresse IP du routeur en adresse MAC. Si cette adresse MAC n'est pas dans le cache de la machine, elle envoie une requête, et le routeur doit la traiter, ce qui se fait en général via le CPU généraliste du routeur, pas dans les circuits spécialisés.

Première solution : pré-charger l'adresse MAC du routeur dans toutes les machines (options -s et -f de la commande arp sur Unix). Deuxième solution, plus souple : que le routeur envoie des réponses ARP ou ND spontanément, sans attendre les requêtes (cf. RFC 5227). Ainsi, son adresse MAC sera quasiment toujours dans les caches. Cela marche très bien pour IPv4. Mais cela ne résout pas complètement le problème pour IPv6 : ce protocole impose l'envoi de requêtes au routeur, pour valider que la liaison avec celui-ci fonctionne (RFC 4861, section 7.3, notamment « Receipt of other Neighbor Discovery messages, such as Router Advertisements and Neighbor Advertisement with the Solicited flag set to zero, MUST NOT be treated as a reachability confirmation. Receipt of unsolicited messages only confirms the one-way path from the sender to the recipient node. In contrast, Neighbor Unreachability Detection requires that a node keep track of the reachability of the forward path to a neighbor from its perspective, not the neighbor's perspective. »). Malgré cela, notre RFC recommande que cette pratique soit utilisée pour les réseaux IPv4 et que l'on travaille à améliorer la situation pour IPv6, dans la ligne du RFC 7048.

Second cas dans ce grand réseau L2, celui du traitement du trafic entrant dans le réseau. Le routeur de bordure reçoit un paquet pour une machine interne. L'adresse MAC de cette dernière n'est pas dans le cache ARP ou ND du routeur. Il faut donc émettre une requête ARP ou ND, ce qui fait du travail pour le CPU et utilise de nombreux tampons d'attente. Première solution : limiter la quantité de requêtes par seconde. Celles en excès seront simplement abandonnées. Deuxième solution : en IPv4, le routeur peut également surveiller le trafic ARP des machines afin d'apprendre leurs adresses MAC et de remplir son cache à l'avance. En IPv6, le trafic ND n'est pas toujours diffusé et donc pas toujours écoutable, et cette solution n'aide donc pas tellement. Notre RFC recommande cette deuxième solution, au moins pour IPv4, en notant que, s'il est possible que beaucoup de paquets soient destinés à des machines éteintes ou injoignables (et qui n'émettent donc jamais), il vaut mieux trouver d'autres solutions.

De même qu'on peut pré-configurer statiquement l'adresse MAC du routeur dans toutes les machines, on peut aussi pré-configurer statiquement les adresses MAC de toutes les machines dans les routeurs. C'est évidemment un cauchemar à gérer (ceci dit, ce n'est pas fait à la main pour chaque VM, mais typiquement à l'intérieur du programme de création des VM) et il n'existe pas de mécanisme standard pour cela. Le RFC suggère que l'IETF regarde si on peut augmenter des protocoles comme NETCONF pour faire ce genre d'opérations.

Autre approche, rendre la résolution ARP hiérarchique (voir RFC 1027 et les travaux ultérieurs comme cette proposition). Au lieu de n'avoir que deux niveaux, le client et le serveur, on pourrait avoir un relais ARP spécialisé qui puisse répondre aux requêtes, garder en cache les résultats, etc. Le RFC 4903 déconseillait cette approche, notamment parce qu'elle peut gêner le déplacement rapide d'une machine (il faut alors invalider les caches) et parce qu'elle est incompatible avec SEND (que personne n'utilise, il est vrai, cf. RFC 3971). Même possibilité, au moins en théorie, avec ND (RFC 4389 décrit un relais mais qui ne réduit pas le nombre de messages). Au bout du compte, notre RFC ne recommande pas cette technique, bien qu'elle ait parfois été déployée.

Troisième architecture possible pour un grand data center, les réseaux virtuels (overlays, section 6). Il existe des normes pour cela (TRILL ou IEEE 802.1ah) et plusieurs projets. L'idée est que seul un petit nombre d'adresses MAC sont visibles dans les paquets qui circulent entre les baies, les paquets étant décapsulés (révélant l'adresse MAC interne) à un endroit très proche des VM. Les équipements qui font l'encapsulation et la décapsulation doivent être suffisamment dimensionnés puisqu'ils se taperont presque tout le trafic ARP et ND. L'intensité du travail peut être diminuée par des correspondances statiques (comme cité pour les autres architectures) ou bien en répartissant astucieusement la charge entre les machines d'encapsulation/décapsulation.

La section 7 du RFC résume les recommandations : pas de solution miracle qui conviendrait à tous les cas, plusieurs solutions mais aucune parfaite. Certaines améliorations nécessiteraient un changement des protocoles et cela fait donc du travail possible pour l'IETF :

• Atténuer certaines obligations de ND concernant la bidirectionnalité, obligations qui interdisent actuellement de profiter complètement des messages ND spontanés.
• Spécifier rigoureusement les sémantiques des mises à jour (lorsqu'on reçoit une réponse ARP ou ND alors qu'on a déjà l'information en cache).
• Développer des normes pour des relais/caches pouvant stocker les réponses ARP ou ND et les redistribuer largement. Le RFC 4389 peut donner des idées.

À l'heure actuelle, il n'y a plus de groupe de travail IETF sur ce sujet et ce développement de nouvelles solutions risque donc de ne pas être immédiat.

Ce RFC est le nouveau cadre technique pour les solutions standard d'interconnexion de CDN. Après le document de description du problème (RFC 6707), une liste de scénarios d'usage (RFC 6770) et un cahier des charges formel (RFC 7337), voici une nouvelle étape du travail du groupe CDNI de l'IETF. Il remplace un ancien travail équivalent, qui n'avait pas débouché, dans le RFC 3466.

Personnellement, je trouve qu'il ne va pas très loin par rapport aux RFC 6707 et RFC 7337. Mais, bon, c'est la description officielle de l'architecture des futurs protocoles d'interconnexion de CDN donc, allons-y.

N'attendez pas de ce RFC des protocoles précis : les spécifications viendront plus tard, ce qui est décrit ici est une architecture de haut niveau, très proche de ce qui avait été écrit dans le RFC 6707. (Par contre, terminologie et architecture du vieil RFC 3466 sont abandonnés.) Le principal ajout est que l'interface de routage des requêtes (Request routing interface) est désormais découpée en deux, une interface de redirection (Request routing indirection Interface) et une interface d'échange d'informations (Footprint & Capabilities Interface). Autrement, je vous renvoie à mon article sur le RFC 6707. Outre la terminologie des RFC 6707 et RFC 7337, quelques concepts nouveaux apparaissent :

• [Rappel] « CDN amont » : celui sollicité par le client qui veut du contenu, mais qui n'a pas le contenu (ou bien, pour une raison ou pour une autre, qui ne peut pas / ne veut pas servir la requête) et doit donc utiliser les mécanismes CDNI pour déléguer ; le RFC écrit aussi uCDN pour upstream CDN,
• [Rappel] « CDN aval » : celui qui a le contenu et va donc servir le client ; le RFC écrit aussi dCDN pour downstream CDN,,
• « Domaine CDN » : le nom de domaine dans l'URL qui identifie le CDN. Par exemple, pour le site Web de l'Élysée, qui utilise le CDN de Level 3, c'est actuellement cdn.cdn-tech.com.c.footprint.net.
• « Redirection Itérative » : lorsque le CDN amont renvoie simplement au CDN aval, sans essayer de traiter la requête lui-même,
• « Redirection Récursive » : lorsque le CDN amont fait le travail de redirection lui-même, sans que le client qui accédait au contenu en soit même conscient.

La section 3 du RFC est un survol général du fonctionnement de CDN interconnectés. L'opérateur A gère le CDN amont, celui qui a un lien avec le fournisseur de contenu, qui a choisi A pour servir ses ressources. L'opérateur A a un accord avec l'opérateur B, qui gère un possible CDN aval, qui pourra servir des clients intéressés, par exemple sur une base de proximité géographique (mettons que A est en Europe et B aux États-Unis). Avant que le client n'arrive, A et B auront donc échangé des messages (via les interfaces MI et FCI, cf. RFC 7337) pour que B sache quoi servir (interface MI, envoi de métadonnées) et pour que A sache les capacités de B (interface FCI). Lorsque le client final envoie sa requête, elle est d'abord dirigée (par les techniques habituelles des CDN existants) vers A. Via l'interface RI, le client est redirigé vers B (voir plus loin les techniques de redirection). Le client envoie alors ses requêtes à B. Celui-ci doit contacter A pour obtenir le contenu lui-même (cette opération n'utilise pas les protocoles CDNI) et il sert ce contenu au client. Ensuite, il contactera A pour remplir les statistiques de ce dernier (interface LI).

La section 3 détaille ensuite les mécanismes de redirection récursifs et itératifs. La section 2 du RFC avait déjà résumé ces techniques de base utilisées par les CDN pour la redirection des requêtes. Dans le cas le plus simple, un client (par exemple un navigateur Web) va interroger un CDN qui, soit lui répondra, soit le renverra vers le CDN aval. Pour cette redirection, on peut utiliser le DNS ou bien des mécanismes de redirection du protocole applicatif (par exemple, en RTSP, un code de retour 302). D'abord, le DNS. Le principe est d'envoyer des réponses différentes selon le client. Ce dernier est situé en Europe et interroge un CDN amont qui ne sert de contenu qu'en Amérique ? Pas de problème, aux requêtes sur le domaine CDN, on renvoie l'adresse IP d'un CDN aval qui est présent en Europe. Il y a quelques précautions à prendre (se souvenir que les réponses DNS seront gardées en cache et qu'il faut donc choisir intelligemment le TTL, sans compter le fait que certains résolveurs trichent en gardant en cache plus longtemps, prêter attention à DNSSEC si on génère les redirections au vol, cf. section 3.4.1) mais cette méthode est simple et est déjà utilisée par les CDN actuels, non connectés entre eux. L'avantage de la technique DNS est qu'elle est complètement invisible à l'application, qui ne se rend même pas compte qu'elle a été servie par un autre CDN que celui demandé. L'un de ces inconvénients est que le serveur DNS qui fait autorité ne connait pas le client mais son résolveur DNS. Si le client utilise un résolveur DNS public (comme OpenDNS), le client du contenu et le résolveur peuvent être sur des continents différents et la redirection ne se fera pas vers le CDN optimal. Autre inconvénient, on ne pourra tenir compte, dans l'URL original, que du nom de domaine, le reste de l'URL n'étant pas connu du serveur DNS.

À noter qu'il existe une variante, où on ne renvoie pas directement l'adresse IP mais un nom (technique CNAME ou, mieux, DNAME). C'est le cas de l'Élysée citée plus haut :

% dig A www.elysee.fr
...
;; ANSWER SECTION:
www.elysee.fr.		3600 IN	CNAME cdn.cdn-tech.com.c.footprint.net.

Autre possibilité de redirection, la redirection HTTP : cette fois, on se sert des codes de retour 301 ou 302 qui indiquent au client HTTP qu'il doit aller chercher ailleurs ce qu'il voulait. La nouvelle URL est donnée dans la réponse (en-tête Location:). Cette fois, le serveur peut changer tout l'URL, pas juste le nom de domaine, on connait l'adresse IP du client original (le RFC oublie de mentionner qu'il peut être un relais), ce qui peut permettre de mieux choisir le serveur, et enfin on a plein d'autres informations qui peuvent être utiles pour une redirection intelligente, comme la marque du logiciel client utilisé.

Il y a par contre des inconvénients, le changement de domaine fait que les cookies ne suivront pas, et les caches ne gardent pas en mémoire les redirections (le RFC 7234 le permet mais ce n'est pas fréquemment mis en œuvre).

La section 4 du RFC donne quelques détails sur les différentes interfaces du système, interfaces qui avaient été présentées dans les RFC 6707 et RFC 7337. Dans certains cas, l'interconnexion des CDN se fait à l'intérieur du protocole de communication déjà utilisé (in-band). C'est le cas des redirections HTTP. Dans d'autres cas, on utilise un protocole externe (out-of-band). Il faut également noter, pour comprendre la complexe combinaison d'interfaces de CDNI que, bien que les interfaces soient largement indépendantes, elles reposent sur des conventions communes, par exemple pour le nommage des ressources.

Parmi les détails creusés dans ce RFC 7336 sur les interfaces :

• Une liste des éléments d'information qui peuvent être intéressants pour l'interface de journalisation, LI (Logging Interface). Conceptuellement, cette interface peut être vue simplement comme une copie des fichiers apache/access.log du CDN aval vers l'amont... Attention, le champ indiquant le nom de domaine demandé (VirtualHost dans Apache) peut être différent de l'original, s'il y a eu redirection HTTP.
• Certains services de l'interface de communication de métadonnées (MI pour Metadata Interface) peuvent être assurés par le mécanisme de redirection. Par exemple, si le fournisseur de contenu veut limiter l'accès aux utilisateurs européens, il suffit que le CDN amont ne redirige pas vers le CDN américain, pour les requêtes de ce contenu à accès limité. (Le RFC note toutefois que cela manque de souplesse : par exemple, il y a peu de chances que le CDN aval ait une couverture géographique qui coïncide parfaitement avec les exigences de géo-limitation du fournisseur de contenu.)

La section 5 du RFC décrit plusieurs scénarios d'usage de CDNI quand il sera terminé. Par exemple, bien que le modèle de référence (et les exemples que j'ai cités) soient unidirectionnels (le CDN A délègue au CDN B et jamais le contraire), on pourra se servir de CDNI pour les CDN maillés, avec des graphes arbitraires entre les différents CDN.

Déléguer ses fonctions soulève évidemment tout un tas de questions, comme toute sous-traitance. Le CDN amont peut-il faire confiance au CDN aval pour servir le contenu correctement ? Les statistiques de trafic qu'il remonte sont-elles correctes ou bien modifiées dans l'intérêt exclusif du CDN aval ? La section 6 explore le problème de la confiance dans un monde de CDN connectés. Notons que le fournisseur de contenu a déjà aujourd'hui le même problème avec son opérateur CDN : dès qu'on sous-traite, la question de la confiance surgit. Mais CDNI rend les choses un peu plus compliquées : un fournisseur de contenu qui a signé avec l'opérateur de CDN amont peut ne pas être conscient que celui-ci a un accord avec l'opérateur CDN aval. Et si un opérateur CDN modifiait les fichiers avant de les envoyer ? Il existe évidemment des solutions techniques, comme la signature cryptographique des fichiers. Mais, fondamentalement, il faut une combinaison de confiance et de quelques vérifications (par exemple des sondages aléatoires faits par divers clients pour vérifier que le contenu est bien là, et bien conforme à ce qui est demandé).

En parlant de confiance et de sécurité, la section 7 se demande quelles sont les conséquences de l'interconnexion de CDN pour la vie privée (l'existence d'une section nommée Privacy considerations est récente dans les RFC et vient du RFC 6973). Un CDN est bien placé pour observer beaucoup de choses dans le comportement de l'utilisateur, par exemple à quels fichiers il accède, de mécanique_quantique_pour_les_nuls.epub à how_to_make_bombs.avi. L'utilisateur qui accède à un site Web ne sait typiquement pas si celui-ci utilise un CDN (cela se trouve relativement facilement mais tout le monde n'a pas les compétences ou le temps nécessaire). Il fait confiance au site Web, mais ne se rend pas compte qu'il fait également confiance à l'opérateur CDN (qui peut avoir une autre éthique, ou être soumis à d'autres lois : lorsqu'on visite http://www.elysee.fr/, on croit faire confiance à un organisme public français, alors qu'il est en fait servi par un CDN états-unien, soumis au Patriot Act).

Certaines fonctions de CDNI sont justement conçues pour faire circuler de l'information sur l'activité des utilisateurs, notamment l'interface de journalisation (LI). Il faudra donc s'assurer qu'elles disposent de protections appropriées.

Et, toujours sur la sécurité, la section 8 note également d'autres points délicats, qui s'ajoute aux questions de sécurité déjà existantes pour les CDN actuels :

• Certaines exigences des fournisseurs de contenu (distribution limitée géorgraphiquement, ou bien limitée dans le temps) sont plus difficiles à satisfaire lorsqu'il y a interconnexion des CDN,
• Par contre, les menottes numériques ne sont pas affectées par CDNI puisqu'elles reposent typiquement sur des mécanismes présents dans le contenu lui-même,
• Les interfaces entre CDN doivent être protégées, contre l'écoute (cas des journaux d'activité dans la section précédente) mais aussi contre les modifications non autorisées (imaginez qu'un méchant modifie les contenus servis lorsqu'ils passent d'un CDN amont au CDN aval), même si l'interconnexion se fait en utilisant l'Internet public, non sécurisé.

Deux fournisseurs de solutions techniques, Cisco et Alcatel-Lucent, ont annoncé qu'ils travaillaient sur des prototypes d'interconnexion de CDN, utilisant le futur protocole qui sera la concrétisation de ce cadre.

En décembre 2013, à Cambridge, l'IAB a tenu un atelier sur l'adoption des nouvelles technologies dans l'Internet. Qu'est-ce qui fait que telle technologie réussit dans le monde réel et que telle autre reste éternellement sur le papier ? Sérieuse question pour l'IETF, qui a a normalisé aussi bien des succès fous que des échecs plus ou moins complets. (Par exemple, le déploiement de la grande œuvre de l'IETF, IPv6, est extrêmement lent.)

Ce RFC résume les contributions à l'atelier. Comme on s'en doute, il n'y a eu aucun consensus, à part sur l'importance d'étudier l'angle de l'économie, et sur la référence à Bitcoin, grande vedette de l'atelier et source de nombreux exemples. Attention, donc, ce RFC n'est pas une prise de position de l'IAB, mais le compte-rendu d'un colloque pluraliste, aussi bien dans ses participants que dans les opinions exprimées. (Le rôle de l'IAB n'est pas de faire des protocoles - c'est la tâche de l'IETF, sous la direction de l'IESG - mais de réfléchir sur le long terme et sur les questions les plus fondamentales.)

On représente souvent l'écosystème de l'Internet sous forme d'un sablier : le protocole standard d'interconnexion est forcément unique et occupe donc la « taille », le tuyau fin du sablier. Au contraire, les protocoles d'application, beaucoup plus nombreux, occupent le bulbe du haut, et les protocoles « physiques », pour lesquels il y a également un grand choix, sont le bulbe du bas. Dans la vision traditionnelle de l'Internet, la taille était IP.

Téléchargez le RFC 7305

RFC 7337: Content Distribution Network Interconnection (CDNI) Requirements

Date de publication du RFC : Août 2014
Auteur(s) du RFC : K. Leung (Cisco), Y. Lee (Comcast)
Pour information
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF cdni
Première rédaction de cet article le 18 août 2014

Téléchargez le RFC 7337

RFC 7328: Writing I-Ds and RFCs using Pandoc and a bit of XML

Date de publication du RFC : Août 2014
Auteur(s) du RFC : R. Gieben (Google)
Pour information
Première rédaction de cet article le 13 août 2014

% make all
pandoc2rfc -t template.xml back.mkd middle.mkd
pandoc2rfc -H -t template.xml back.mkd middle.mkd
pandoc2rfc -X -t template.xml back.mkd middle.mkd

Téléchargez le RFC 7328

RFC 7194: Default Port for IRC via TLS/SSL

Date de publication du RFC : Août 2014
Auteur(s) du RFC : Richard Hartmann
Pour information
Première rédaction de cet article le 8 août 2014

ircs-u             6697        tcp    Internet Relay Chat via    TLS/SSL               2014-02-11

(09:00:20) gandalf.geeknode.org: (notice) *** You are connected to gandalf.geeknode.org with TLSv1-AES256-SHA-256bits

% openssl s_client -connect chat.freenode.net:6697
CONNECTED(00000003)
depth=1 C = FR, O = GANDI SAS, CN = Gandi Standard SSL CA
verify error:num=20:unable to get local issuer certificate
verify return:0
---
Certificate chain
 0 s:/OU=Domain Control Validated/OU=Gandi Standard Wildcard SSL/CN=*.freenode.net
   i:/C=FR/O=GANDI SAS/CN=Gandi Standard SSL CA
 1 s:/C=FR/O=GANDI SAS/CN=Gandi Standard SSL CA
   i:/C=US/ST=UT/L=Salt Lake City/O=The USERTRUST Network/OU=http://www.usertrust.com/CN=UTN-USERFirst-Hardware
---
...

Téléchargez le RFC 7194

delv, le futur outil principal de débogage de DNSSEC ?

Première rédaction de cet article le 26 juillet 2014

% delv  www.ssi.gouv.fr
; unsigned answer
www.ssi.gouv.fr.	21600	IN	A	86.65.182.120

% delv -t mx  laposte.net
; unsigned answer
laposte.net.		600	IN	MX	10 smtp4.laposte.net.

% delv www.bortzmeyer.org
; fully validated
www.bortzmeyer.org.	52712	IN	A	204.62.14.153
www.bortzmeyer.org.	52712	IN	RRSIG	A 8 3 86400 20140813162126 20140724102037 37573 bortzmeyer.org. ZU9fgjc34O2xfBoN1crbGpMsw8Ov56Jex/6yuSHiAEUFSYTK1H4kBrcK H6MIoeUPrA6/4gmtPTBrc6+KWv765ioWgvHiGPPa8v85T2w0zLsX24NT 4Zz0XVsfybu1re/Nr6V//BOnVF3cZ2hFvdI1Yp9EiKLnRFfPrYX316Hx aJI=

% delv www.paypal.co.uk           
; fully validated
www.paypal.co.uk.	3600	IN	CNAME	www.intl-paypal.com.edgekey.net.
www.paypal.co.uk.	3600	IN	RRSIG	CNAME 5 4 3600 20140816050243 20140717044122 22776 paypal.co.uk. TU8EubeTmR0NCU+bLlhWPTJL91fUkoExM/86ZIL6qr1kJU7g69lqRzLJ N33TzZdIOgj7g1O4eEyUUgBKxe8GpH5dLisXlHhi64aluT4DkL3PwqDi W9enJobC660aPSp0vebasOnJlCZ2rRwKKqmWUiRfXhhkKmu1U1l4IOMV wmY=

; unsigned answer
www.intl-paypal.com.edgekey.net. 120 IN	CNAME	e493.a.akamaiedge.net.
e493.a.akamaiedge.net.	20	IN	A	23.58.178.37

% delv -t mx servfail.nl 
;; resolution failed: failure

% delv +cd -t mx servfail.nl
;; validating servfail.nl/DNSKEY: verify failed due to bad signature (keyid=25594): RRSIG has expired
;; validating servfail.nl/DNSKEY: no valid signature found (DS)
;; no valid RRSIG resolving 'servfail.nl/DNSKEY/IN': 127.0.0.1#53
;;   validating R6K26LDO0GS7N66JPQALLM0JIDU6PHML.servfail.nl/NSEC3: bad cache hit (servfail.nl/DNSKEY)
;; broken trust chain resolving 'servfail.nl/MX/IN': 127.0.0.1#53
;; resolution failed: broken trust chain

% delv +cd -t mx dnssec-failed.org
;; validating dnssec-failed.org/DNSKEY: no valid signature found (DS)
;; no valid RRSIG resolving 'dnssec-failed.org/DNSKEY/IN': 127.0.0.1#53
;;   validating dnssec-failed.org/NSEC: bad cache hit (dnssec-failed.org/DNSKEY)
;; broken trust chain resolving 'dnssec-failed.org/MX/IN': 127.0.0.1#53
;; resolution failed: broken trust chain

% delv +cd -t aaaa futuredate-aaaa.test.dnssec-tools.org
;; validating futuredate-aaaa.test.dnssec-tools.org/AAAA: verify failed due to bad signature (keyid=19442): RRSIG validity period has not begun
;; validating futuredate-aaaa.test.dnssec-tools.org/AAAA: no valid signature found
;; RRSIG validity period has not begun resolving 'futuredate-aaaa.test.dnssec-tools.org/AAAA/IN': 127.0.0.1#53
;; resolution failed: RRSIG validity period has not begun

RFC 7301: Transport Layer Security (TLS) Application-Layer Protocol Negotiation Extension

Date de publication du RFC : Juillet 2014
Auteur(s) du RFC : S. Friedl (Cisco Systems), A. Popov (Microsoft), A. Langley (Google), E. Stephan (Orange)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF tls
Première rédaction de cet article le 24 juillet 2014

enum {
       application_layer_protocol_negotiation(16), (65535)
   } ExtensionType;

opaque ProtocolName<1..2^8-1>;

struct {
       ProtocolName protocol_name_list<2..2^16-1>
   } ProtocolNameList;

Téléchargez le RFC 7301

RFC 7290: Test Plan and Results for Advancing RFC 2680 on the Standards Track

Date de publication du RFC : Juillet 2014
Auteur(s) du RFC : L. Ciavattone (AT&T Labs), R. Geib (Deutsche Telekom), A. Morton (AT&T Labs), M. Wieser (Technical University Darmstadt)
Pour information
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF ippm
Première rédaction de cet article le 23 juillet 2014

tc qdisc change dev eth1 root netem delay 2000ms 1000ms loss 10%

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Un petit galop d'essai avec le système Haka (filtrage, sécurité, paquets, protocoles, etc)

Première rédaction de cet article le 20 juillet 2014

-- On charge le dissecteur IPv4 (pas encore de dissecteur IPv6,
-- malheureusement ; un volontaire pour l'écrire ?)
local ip = require('protocol/ipv4')

-- Haka fonctionne en écrivant des *règles* qui réagissent à des
-- *évènements*, ici, l'évènement est le passage d'un paquet IPv4
haka.rule{
    hook = ip.events.receive_packet,
    -- Suit une série d'actions, qui reçoivent un paramètre qui dépend
    -- du dissecteur. Le dissecteur IPv4 passe à l'évènement
    -- receive_packet un paquet.
    eval = function (pkt)
        haka.log("Hello", "packet from %s to %s", pkt.src, pkt.dst)
    end
}

% hakapcap hellopacket.lua hellopcaket.pcap

info  core: load module 'packet/pcap.ho', Pcap Module
info  core: load module 'alert/file.ho', File alert
info  core: setting packet mode to pass-through

info  core: loading rule file 'hellopacket.lua'
info  core: initializing thread 0
info  dissector: register new dissector 'raw'
info  pcap:      opening file 'hellopacket.pcap'
info  dissector: register new dissector 'ipv4'
info  core:      1 rule(s) on event 'ipv4:receive_packet'
info  core:      1 rule(s) registered

info  core:      starting single threaded processing

info  Hello:     packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Hello:     packet from 192.168.10.99 to 192.168.10.1
info  Hello:     packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Hello:     packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Hello:     packet from 192.168.10.99 to 192.168.10.1
info  Hello:     packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Hello:     packet from 192.168.10.99 to 192.168.10.1
info  Hello:     packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  core:      unload module 'Pcap Module'
info  core:      unload module 'File alert'

local ip = require('protocol/ipv4')

local bad_network = ip.network("192.168.10.0/27")

haka.rule{
    hook = ip.events.receive_packet,
    eval = function (pkt)
      -- On teste si le paquet appartient au méchant réseau
      if bad_network:contains(pkt.src) then
        -- Si oui, on le jette et on journalise
        haka.log("Dropped", "packet from %s to %s", pkt.src, pkt.dst)
	pkt:drop()
      -- Si non (pas de 'else') le paquet suit son cours
      end
   end
}

...
info  Dropped:   packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Dropped:   packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Dropped:   packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Dropped:   packet from 192.168.10.1 to 192.168.10.99
info  Dropped:   packet from 192.168.10.10 to 192.168.10.99
info  Dropped:   packet from 192.168.10.10 to 192.168.10.99
info  Dropped:   packet from 192.168.10.10 to 192.168.10.99

14:49:27.076486 IP 192.168.10.1 > 192.168.10.99: ICMP echo request, id 26102, seq 1, length 64
14:49:27.076536 IP 192.168.10.99 > 192.168.10.1: ICMP echo reply, id 26102, seq 1, length 64
14:49:28.075844 IP 192.168.10.1 > 192.168.10.99: ICMP echo request, id 26102, seq 2, length 64
14:49:28.075900 IP 192.168.10.99 > 192.168.10.1: ICMP echo reply, id 26102, seq 2, length 64
14:49:31.966286 IP 192.168.10.1.37542 > 192.168.10.99.80: Flags [S], seq 3827050607, win 14600, options [mss 1460,sackOK,TS val 2224051087 ecr 0,nop,wscale 7], length 0
14:49:31.966356 IP 192.168.10.99.80 > 192.168.10.1.37542: Flags [R.], seq 0, ack 3827050608, win 0, length 0
14:49:36.014035 IP 192.168.10.1.47617 > 192.168.10.99.31337: Flags [S], seq 1811320530, win 14600, options [mss 1460,sackOK,TS val 2224052099 ecr 0,nop,wscale 7], length 0
14:49:36.014080 IP 192.168.10.99.31337 > 192.168.10.1.47617: Flags [R.], seq 0, ack 1811320531, win 0, length 0
14:49:46.837316 ARP, Request who-has 192.168.10.99 tell 192.168.10.10, length 46
14:49:46.837370 ARP, Reply 192.168.10.99 is-at 52:54:00:1a:34:60, length 28
14:49:46.837888 IP 192.168.10.10.35321 > 192.168.10.99.8000: Flags [S], seq 895344097, win 14600, options [mss 1460,sackOK,TS val 2224054805 ecr 0,nop,wscale 7], length 0
14:49:46.837939 IP 192.168.10.99.8000 > 192.168.10.10.35321: Flags [R.], seq 0, ack 895344098, win 0, length 0
14:49:50.668580 IP 192.168.10.10 > 192.168.10.99: ICMP echo request, id 26107, seq 1, length 64
14:49:50.668674 IP 192.168.10.99 > 192.168.10.10: ICMP echo reply, id 26107, seq 1, length 64
14:49:51.670446 IP 192.168.10.10 > 192.168.10.99: ICMP echo request, id 26107, seq 2, length 64
14:49:51.670492 IP 192.168.10.99 > 192.168.10.10: ICMP echo reply, id 26107, seq 2, length 64
14:49:51.841297 ARP, Request who-has 192.168.10.10 tell 192.168.10.99, length 28
14:49:51.841915 ARP, Reply 192.168.10.10 is-at 52:54:00:30:b0:bd, length 46

local ip = require('protocol/ipv4')

-- On charge un nouveau dissecteur
local tcp = require ('protocol/tcp_connection')

haka.rule{
    -- Et on utilise un nouvel évènement, qui signale un nouveau flot TCP
    hook = tcp.events.new_connection,
    eval = function (flow, pkt)
      -- Si le port n'est ni 22, ni 80...
      if flow.dstport ~= 22 and flow.dstport ~= 80 then
        haka.log("Dropped", "flow from %s to %s:%s", pkt.ip.src, pkt.ip.dst, flow.dstport)
	flow:drop()
      else	
        haka.log("Accepted", "flow from %s to %s:%s", pkt.ip.src, pkt.ip.dst, flow.dstport)
      end
   end
}

info  Accepted:  flow from 192.168.10.1 to 192.168.10.99:80
info  Dropped:   flow from 192.168.10.1 to 192.168.10.99:31337
info  Dropped:   flow from 192.168.10.10 to 192.168.10.99:8000

[general]
# Select the haka configuration file to use
configuration = "tcpfilter.lua"

# Optionally select the number of thread to use. 
#thread = 4

# Pass-through mode
# If yes, haka will only inspect packet
# If no, it means that haka can also modify and create packet
pass-through = no

[packet]
# Select the capture model, nfqueue or pcap
module = "packet/nfqueue"

# Select the interfaces to listen to
interfaces = "lo"
#interfaces = "eth0"

# Select packet dumping for nfqueue
#dump = yes
#dump_input = "/tmp/input.pcap"
#dump_output = "/tmp/output.pcap"

[log]
# Select the log module
module = "log/syslog"

[alert]
# Select the alert module
module = "alert/syslog"

% sudo haka -c haka.conf --no-daemon
info  core: load module 'log/syslog.ho', Syslog logger
info  core: load module 'alert/syslog.ho', Syslog alert
info  core: load module 'alert/file.ho', File alert
info  core: load module 'packet/nfqueue.ho', nfqueue
info  nfqueue: installing iptables rules for device(s) lo
info  core:    loading rule file 'tcpfilter.lua'
info  core:    initializing thread 0
info  dissector: register new dissector 'raw'
info  dissector: register new dissector 'ipv4'
info  dissector: register new dissector 'tcp'
info  dissector: register new dissector 'tcp_connection'
info  core:      1 rule(s) on event 'tcp_connection:new_connection'
info  core:      1 rule(s) registered

info  core:      starting single threaded processing

info  Accepted:  flow from 127.0.0.1 to 127.0.0.1:80
info  Dropped:   flow from 127.0.0.1 to 127.0.0.1:143
info  Dropped:   flow from 127.0.0.1 to 127.0.0.1:143
info  Dropped:   flow from 127.0.0.1 to 127.0.0.1:143

% telnet 127.0.0.1 imap2
Trying 127.0.0.1...
Connected to 127.0.0.1.
Escape character is '^]'.
* OK [CAPABILITY IMAP4rev1 LITERAL+ SASL-IR LOGIN-REFERRALS ID ENABLE IDLE STARTTLS AUTH=PLAIN] Dovecot ready.

local ip = require('protocol/ipv4')

-- On charge un nouveau dissecteur
local http = require ('protocol/http')

-- Pas d'indication du protocole supérieur dans TCP, seulement du
-- numéro de port, donc il faut être explicite
http.install_tcp_rule(80)

haka.rule{
    -- Et on utilise un nouvel évènement
    hook = http.events.request,
    eval = function (connection, request)
      haka.log("HTTP request", "%s %s", request.method, request.uri)
      -- Il faut être sûr que les données ne soient pas comprimées,
      -- pour que la modification ultérieure marche. On modifie donc
      -- la requête.
      request.headers['Accept-Encoding'] = nil
      request.headers['Accept'] = "*/*"
    end
}

HTTP_ACCEPT: text/html,application/xhtml+xml,application/xml;q=0.9,*/*;q=0.8
HTTP_ACCEPT_ENCODING: gzip, deflate

HTTP_ACCEPT: */*

alert: id = 8
	time = Sat Jul 19 16:31:32 2014
	severity = low
	description = no connection found for tcp packet
	sources = {
		address: 127.0.0.1
		service: tcp/56042
	}
	targets = {
		address: 127.0.0.1
		service: tcp/80
	}

% wget -v -4 http://localhost/
...
# Haka affiche
info  HTTP request: GET /

local ip = require('protocol/ipv4')
local http = require ('protocol/http')

local re = require('regexp/pcre')

-- Ce CSS rend tout flou
local css = '<style type="text/css" media="screen"> * { color: transparent !important; text-shadow: 0 0 3px black !important; } </style>'

http.install_tcp_rule(80)

-- Bien garder cette règle, pour couper la compression, qui est
-- activée par défaut sur beaucoup de serveurs
haka.rule{
    hook = http.events.request,
    eval = function (connection, request)
      haka.log("HTTP request", "%s %s", request.method, request.uri)
      request.headers['Accept-Encoding'] = nil
      request.headers['Accept'] = "*/*"
    end
}

-- Deuxième règle, pour changer la réponse
haka.rule{
    hook = http.events.response_data,
    options = {
        streamed = true,
    },
    eval = function (flow, iter)
      -- Chercher la fin de l'élément <head>
      local regexp = re.re:compile("</head>", re.re.CASE_INSENSITIVE)
      local result = regexp:match(iter, true)
      -- Si on a bien trouvé un <head>
      if result then 
         result:pos('begin'):insert(haka.vbuffer_from(css))
      end
    end
}

% wget -O - -v -4 http://localhost/
--2014-07-19 16:41:48--  http://localhost/
Resolving localhost (localhost)... 127.0.0.1, 127.0.0.1
Connecting to localhost (localhost)|127.0.0.1|:80... connected.
HTTP request sent, awaiting response... 200 OK
Length: 190 [text/html]
Saving to: `STDOUT'

 0% [                                               ] 0           --.-K/s              <html><head><style type="text/css" media="screen"> * { color: transparent !important; text-shadow: 0 0 3px black !important; } </style></head><body><h1>It works!</h1>
100%[==============================================>] 190         --.-K/s   in 0s      

2014-07-19 16:41:48 (45.0 MB/s) - written to stdout [190/190]

RFC 7314: Extension Mechanisms for DNS (EDNS) EXPIRE Option

Date de publication du RFC : Juillet 2014
Auteur(s) du RFC : M. Andrews (ISC)
Expérimental
Première rédaction de cet article le 18 juillet 2014

Téléchargez le RFC 7314

RFC 7291: DHCP Options for the Port Control Protocol (PCP)

Date de publication du RFC : Juillet 2014
Auteur(s) du RFC : M. Boucadair (France Telecom), R. Penno, D. Wing (Cisco)
Chemin des normes
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF pcp
Première rédaction de cet article le 15 juillet 2014

Téléchargez le RFC 7291

RFC 7320: URI Design and Ownership

Date de publication du RFC : Juillet 2014
Auteur(s) du RFC : M. Nottingham
Réalisé dans le cadre du groupe de travail IETF appsawg
Première rédaction de cet article le 12 juillet 2014