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Qu'est-ce que ça peut bien être, « BCP 38 » ? Ce terme désigne un ensemble de documents de bonnes pratiques pour les acteurs de l'Internet, plus spécialement les opérateurs réseaux : il ne faut pas laisser sortir de son réseau des paquets ayant une adresse source usurpée. Le respect de ce principe permettrait de lutter contre certaines attaques par déni de service sur l'Internet. Ce principe est formalisé dans deux RFC, les RFC 2827 et RFC 3704.

« BCP » veut dire « Best Current Practice ». Le but de cet étiquetage est de pointer vers le ou les RFC qui décrivent la pratique en question. En effet, un RFC, une fois publié, n'est jamais modifié, alors que le monde, lui, change. C'est ainsi que le RFC 7525, parlant de TLS est décrit par l'étiquette BCP 195 : les bonnes pratiques, en matière de cryptographie, changent vite. Une étiquette BCP peut pointer plusieurs RFC. Un bon exemple est le BCP 47, sur les étiquettes de langue, qui pointe vers les RFC 5646 et RFC 4647.

C'est également le cas de BCP 38, qui désigne le RFC 2827, avec les additions du RFC 3704.

Le problème que vise à résoudre ce BCP est celui de l'usurpation d'adresse IP par un attaquant qui voudrait faire du déni de service sans révéler son adresse, ou bien en faisant une attaque par réflexion. Par défaut, dans l'Internet, il est trivial d'émettre des datagrammes avec une adresse source mensongère. BCP 38 dit que les opérateurs réseaux devraient interdire cette pratique, en configurant leurs routeurs à cette fin. Par exemple, si un FAI a deux préfixes IP, 192.0.2.0/24 et 2001:db8::/32, il n'y a aucune raison valable de laisser sortir du réseau du FAI des paquets ayant comme adresse IP source, mettons, 203.0.113.65.

Notons qu'un déploiement systématique de BCP 38 résoudrait un certain nombre de problèmes de sécurité sur l'Internet, mais pas tous. Ainsi, si l'attaquant dispose d'un botnet, et fait une attaque directe (pas par réflexion), il n'a pas vraiment besoin de mentir sur ses adresses IP source, ce ne sont pas les siennes, de toute façon (usurper l'adresse source aurait quand même quelques avantages, ça dépend des cas).

Aujourd'hui, le déploiement de BCP 38 dans l'Internet n'est pas inexistant mais il est très inégal. Par exemple, la situation est bien meilleure en Europe qu'en Asie. Un attaquant qui veut faire de l'usurpation d'adresses IP a donc encore pas mal de réseaux à sa disposition.

Pourquoi est-ce que tout le monde n'a pas déployé BCP 38, malgré le très large consensus qui existe parmi les professionnels ? La principale raison est économique. Un opérateur qui déploie BCP 38 (tous les routeurs permettent de le faire, soit en n'autorisant que ses propres préfixes, soit par des astuces comme RPF) aide les autres. Imaginez l'ingénieur allant voir le directeur financier et lui disant « on va dépenser de l'argent, et le ROI ira entièrement à nos concurrents »... Comme en écologie, c'est donc un cas typique où le sacro-saint marché ne peut pas aboutir à une bonne solution.

Notez que tester si un FAI donné met en œuvre ou pas BCP 38 est un peu plus compliqué que cela peut sembler au premier abord. Je connais par exemple une box très utilisée en France qui bloque les paquets IPv4 ayant une adresse IP source usurpée (par effet de bord du NAT) mais qui ne le fait que pour des flots existants ou pour des paquets de début d'un flot. Si on envoie un paquet TCP sans bit SYN, il passe malgré son adresse usurpée...

Quelques lectures pour approfondir :

• Un site d'informations rassemblant des informations diverses sur cette bonne pratique de filtrage,
• Le projet Spoofer de mesure du déploiement de BCP 38. Voyez par exemple les dernières mesures en France.

Le 16 novembre, deux pannes successives ont affecté les résolveurs DNS d'Orange. Que s'est-il passé exactement, et quelles conséquences peut-on en tirer ?

Commençons par les observations. Au moins, il s'agira de faits. Les deux pannes sont survenues approximativement entre 0840 UTC (soit quasiment en même temps que la plénière de l'IETF dont le thème était... « Attacks Against the Architecture » !) et 1030 pour la première, et entre 1315 et 1410 (toujours UTC) pour la seconde. N'ayant pas de compte chez Orange, j'ai utilisé deux sources d'informations, les rézosocios, où d'innombrables messages ont signalé la panne, et les sondes RIPE Atlas. Pour ces dernières, j'ai demandé des sondes se trouvant dans l'AS 3215, celui d'Orange (notez qu'il abrite des services très différents, ne dépendant pas forcément des mêmes résolveurs DNS). À ma connaissance, Orange n'a rigoureusement rien communiqué, ni pendant la panne (malgré les innombrables cris lancés par ses clients sur les rézosocios), ni après, donc je ne peux me fier qu'à ces observations. Les messages des utilisateurs d'Orange étaient pour la plupart trop vagues (« rien ne marche »), ne citant même pas un nom de domaine qu'on puisse ensuite tester. Personne hélas pour procéder à une récolte sérieuse de données, par exemple avec dig. Ces messages des utilisateurs ne peuvent donc servir qu'à signaler et confirmer qu'il y avait un gros problème. Mais les sondes Atlas nous en disent davantage.

Que nous montrent-elles ? Je prends par exemple le domaine de l'Université Stanford. Si je veux vérifier qu'il est bien visible, je demande à cent sondes RIPE Atlas de résoudre ce nom en adresse IP :

% atlas-resolve --requested 100 online.stanford.edu
[] : 1 occurrences 
[171.67.216.22] : 33 occurrences 
[171.67.216.23] : 28 occurrences 
[171.67.216.21] : 37 occurrences 
Test #6935163 done at 2016-11-17T04:56:58Z

C'était le lendemain de la panne, et tout marche bien (une seule sonde n'a pas eu de réponse, et cela peut être de la faute de son réseau d'accès). Mais pendant la panne ? On voyait, en se limitant à l'AS 3215, des choses comme :

% atlas-resolve --requested 100 --as 3215 online.stanford.edu
[TIMEOUT(S)] : 13 occurrences 
[ERROR: SERVFAIL] : 65 occurrences 
[171.67.216.22] : 8 occurrences 
[171.67.216.23] : 7 occurrences 
[171.67.216.21] : 7 occurrences 
Test #6934676 done at 2016-11-16T08:53:51Z

Regardons de plus près. La majorité des sondes RIPE Atlas situées dans l'AS d'Orange n'a pu résoudre le nom, et a au contraire obtenu un code SERVFAIL (SERVer FAILure), indiquant que le résolveur (je reviens sur ce terme plus loin) utilisé n'a pu joindre aucun des serveurs faisant autorité pour le domaine stanford.edu. Pas mal de sondes n'ont simplement pas eu de réponses de leur résolveur à temps.

Mais cette unique observation ne nous permet pas de dire que le problème venait d'Orange. Il est parfaitement possible que ce soit Stanford qui ait des ennuis, panne ou dDoS. Il faut donc, comme toujours lorsqu'on fait des observations scientifiques, comparer avec des mesures faites dans d'autres circonstances. Ici, on va simplement demander aux sondes situées dans un pays voisin, l'Allemagne :

    
% atlas-resolve --requested 100 --country DE online.stanford.edu 
[] : 1 occurrences 
[171.67.216.22] : 33 occurrences 
[171.67.216.23] : 31 occurrences 
[171.67.216.21] : 35 occurrences 
Test #6934677 done at 2016-11-16T08:54:06Z

Au pays de Konrad Zuse, toutes les sondes ou presque ont une réponse. Cela laisse entendre que tout va bien à Stanford et que le problème ne vient pas de l'université californienne. (J'aurais aussi pu tester avec un autre AS français, celui de SFR ou de Free.)

Autre façon de voir que le problème était bien chez Orange et pas du côté des domaines testés, essayer avec d'autres domaines :

%  atlas-resolve --requested 100 --as 3215 kotaku.com
[ERROR: SERVFAIL] : 47 occurrences 
[151.101.1.34 151.101.129.34 151.101.193.34 151.101.65.34] : 50 occurrences 
Test #6934730 done at 2016-11-16T10:10:01Z

% atlas-resolve --requested 100 --as 3215 spotify.com
[194.132.197.147 194.132.198.165 194.132.198.228] : 76 occurrences 
[ERROR: SERVFAIL] : 19 occurrences 
[TIMEOUT(S)] : 4 occurrences 
Test #6934675 done at 2016-11-16T08:52:10Z
    

Tous ces domaines marchaient parfaitement depuis d'autres AS ou d'autres pays.

Donc, problème de résolution DNS chez Orange. Comme l'ont vite découvert bien des utilisateurs, changer de résolveur DNS suffisait à résoudre le problème (ce qu'on pouvait également tester avec ce programme atlas-resolve et l'option --nameserver).

Notons bien, qu'il s'agissait des résolveurs DNS, pas des serveurs faisant autorité, comme cela avait été le cas récemment lors de l'attaque contre Dyn. La distinction est cruciale car ces deux types de serveurs DNS n'ont pas grand'chose en commun. Si vous lisez un article qui parle de « serveur DNS » tout court, sans préciser s'il s'agit d'un résolveur ou bien d'un serveur faissant autorité, méfiez-vous, c'est souvent un signe d'ignorance, ou de négligence, de la part de l'auteur de l'article.

Maintenant, les remarques. D'abord, beaucoup de gens (par exemple dans cet article de Numerama, mais aussi dans d'innombrables tweets) ont suggéré de passer des résolveurs DNS d'Orange (ceux utilisés par défaut par les abonnés à ce FAI) à ceux de Google Public DNS ou bien à ceux de Cisco OpenDNS. La plupart des sociétés à but lucratif doivent payer des commerciaux et des chargés de relation publique pour faire leur publicité, mais Google n'en a pas besoin, ayant des millions de vendeurs bénévoles et enthousiastes parmi ses utilisateurs. Mais ceux qui écoutent ces conseils et passent à Google Public DNS lui donneront les données personelles qui permettent leur propre surveillance (cf. le RFC 7626 sur le caractère sensible des requêtes DNS). Je ne développe pas davantage ce point ici, Shaft l'a fait mieux que moi. J'observe que, si ce genre de pannes continue, les utilisateurs français dépendront presque tous, pour une activité critique, d'un résolveur états-unien d'une entreprise privée. Cela devrait logiquement agiter ceux qui nous parlent tout le temps de souveraineté numérique, mais, en général, ces gens ne sont pas intéressés par les problèmes concrets et opérationnels.

Mais alors quelle serait la bonne solution ? Le mieux évidemment est d'utiliser des résolveurs proches, donc a priori dans le cas idéal, ceux de son FAI. Ceux-ci ne devraient pas tomber en panne, le DNS étant absolument indispensable à tout usage de l'Internet. Mais lorsque des pannes aussi longues surviennent, il est normal d'envisager d'autres solutions, et la bonne est certainement d'avoir un résolveur sur son réseau local (pas forcément sur chaque machine), ce qui est facile avec des équipements comme le Turris Omnia.

Notez qu'une minorité des sondes RIPE Atlas sont déjà sur un réseau local qui utilise un tel résolveur. Cela explique en partie pourquoi, dans les tests ci-dessus, un certain nombre de sondes arrivaient à résoudre les noms de domaine, même au plus fort de la panne. (Cela n'explique qu'une partie du phénomène. Il semble que certains noms avaient un taux de réussites plus fort que d'autres, ce qui ne peut pas s'expliquer par le choix du résolveur.) Notez qu'on peut avoir l'adresse IP du résolveur utilisé par la sonde (avec l'option --displayresolvers) mais que cela ne renseigne pas tellement. D'abord, c'est souvent une adresse IP privée (RFC 1918), ensuite, le premier résolveur vu par la sonde fait fréquemment suivre à un résolveur plus gros, qu'on ne voit pas, et qui peut être ou ne pas être un résolveur « officiel » du FAI. Je vous montre quand même le résultat pour l'une des mesures faites ci-dessus (notez la bogue pour le cas du timeout, où le résolveur n'est pas connu) :

% atlas-resolve -r 100 --as 3215 --displayresolvers --measurement 6934670  kotaku.com    
[ERROR: SERVFAIL] : 27 occurrences (resolvers ['172.31.255.254', '192.168.1.1', '80.10.246.2', '192.168.2.1', '192.168.254.254', '192.168.3.1'])
[151.101.1.34 151.101.129.34 151.101.193.34 151.101.65.34] : 69 occurrences (resolvers ['2a01:cb08:898c:fc00::1', '172.16.3.1', '192.168.1.1', '10.10.11.4', '10.63.0.252', '10.112.0.1', '8.8.8.8', '192.168.119.1', '192.168.1.9', '192.168.0.1', '10.0.0.34', '80.10.246.136', '192.168.248.153', '192.168.4.10', '192.168.1.40', '192.168.221.254', '149.202.242.66', '192.168.255.254', '192.168.28.1', '192.168.2.1', '10.0.0.1', '192.168.0.31', '194.2.0.20', '192.168.10.10'])
[TIMEOUT(S)] : 4 occurrences (resolvers <__main__.Set instance at 0x7fedc8194f80>)
Test #6934670 done at 2016-11-16T08:44:41Z

Deuxième sujet de réflexions sur cette panne, que s'est-il passé ? En l'absence de toute communication de la part d'Orange, on ne peut guère que spéculer. Notons tout de suite qu'il ne s'agissait pas cette fois d'un détournement (comme lorsque Orange avait redirigé Google et Wikipédia vers le Ministère de l'Intérieur) mais d'une absence de réponse. Cette absence dépendait des domaines. Je n'ai pas eu immédiatement de signalement d'un problème pour un domaine hébergé en France, seulement pour des domaines états-uniens (c'est après, donc trop tard pour les mesures, que j'ai appris que des domaines hébergés en France étaient également touchés). Comme le code de retour SERVFAIL indique que le résolveur n'a pas réussi à parler aux serveurs faisant autorité, on peut donc supposer que les liens menant à ces réseaux outre-Atlantique étaient inutilisables. Suite à une erreur de configuration, par exemple dans des ACL ? À un problème de routage vers certaines destinations ? À une attaque par déni de service ? Je ne le sais pas. Mais je me demande bien quelle était la panne ou l'attaque qui pouvait bloquer les résolveurs, tout en laissant passer toutes les autres machines (puisque, une fois qu'on avait un résolveur normal, le trafic n'était pas affecté).

Je viens d'installer chez moi un routeur Turris Omnia. Ça fait quoi et ça sert à quoi ?

Voici ce routeur avec ses copains et copines (sonde RIPE Atlas et Raspberry Pi de supervision) : (Version non réduite) Rassurez-vous, on peut contrôler par un bouton la luminosité des diodes (très intense par défaut).

Le Turris Omnia est avant tout un routeur pour la maison ou la petite entreprise. En tant que routeur, il... route, c'est-à-dire qu'il fait passer les paquets d'un réseau à l'autre, en l'occurrence entre le réseau de la maison et celui du FAI et, via ce dernier, à tout l'Internet. C'est donc l'équivalent de la box qui, en France (mais pas ailleurs) est souvent fournie par le FAI.

La différence principale est que l'Omnia ne comprend que du logiciel libre et est ouvert, au sens où on est super-utilisateur sur cette machine et où on peut la configurer comme on veut, contrairement aux boxes fermées dont on ne sait pas exactement ce qu'elles font (elles peuvent par exemple surveiller le trafic, même local). L'Omnia n'est pas conçu par une boîte commerciale mais par le registre du .cz, une organisation sans but lucratif (qui développe des tas de choses intéressantes).

D'autre part, des tas de services qui devraient être de base en 2016 (IPv6, validation DNSSEC) sont disponibles en série sur l'Omnia.

Si vous n'êtes pas technicien, je vous préviens que l'Omnia est installable et configurable sans trop de difficultés mais que toute adaptation un peu sérieuse nécessite, pour l'instant, de bonnes compétences d'administrateur système et réseau.

Suivons maintenant l'ordre chronologique de la mise en route. Commençons par le matériel. Voici l'Omnia vue de devant, posée sur le T-shirt (optionnel...). Le port USB peut servir de console série (je n'ai pas encore essayé) : (Version non réduite).

Et l'arrière de la boîte. Les antennes Wi-Fi ne sont pas encore montées (les connecteurs dorés en haut). Le port SFP est rare sur ce genre de routeurs à la maison, mais je ne l'ai pas encore utilisé (il peut permettre des connexions directes à une fibre optique, par exemple) : (Version non réduite).

Et voici l'Omnia ouverte, pour les amateurs d'électronique (la documentation du matériel est en ligne) : (Version non réduite). Curieusement, une vis avait été oubliée à l'intérieur... J'ai découvert par la suite que c'était une des vis censées tenir les cartes Wifi. Le Turris Omnia a 1 ou 2 Go de RAM (j'ai le modèle à 1 Go), un processeur ARM à 1,6 Ghz, une Flash de 8 Go, et quelques trucs que les électroniciens adoreront comme des ports GPIO.

Attention à vérifier les connecteurs des antennes radio. Dans mon cas, ils étaient mal vissés, ce qui faisait que les antennes tombaient et, ce faisant, tournaient la petite carte située derrière les connecteurs, ce qui arrachait le fil menant à la carte WiFi. Bien serrer ces connecteurs avant de commencer.

Branchons-la, maintenant. Je suis abonné chez Free et, par défaut, c'est leur boitier qui fait l'interface physique avec la ligne ADSL (de toute façon, l'Omnia n'a pas de prise adaptée, à moins de passer par le SFP ?). J'ai donc décidé de garder la Freebox, mais elle s'occupe uniquement de la télévision, du téléphone fixe, et du branchement à l'ADSL. Tout le routage, le réseau local et le Wi-Fi sont faits par l'Omnia. Je laisse donc le Freebox Player (la boîte qui sert à la télé) branchée au Freebox Server (la Freebox proprement dit), comme avant. Et je passe la Freebox en mode « bridge ». Avec cette configuration, la télévision classique continue à fonctionner (regarder la télévision, gérer ses enregistrements via http://mafreebox.freebox.fr/, etc). Le téléphone marche aussi. Pour le reste, je branche la prise WAN de la Turris Omnia en Ethernet, sur le commutateur du Freebox Server. Les autres machines sont branchées sur le commutateur de l'Omnia (ou utilisent son Wi-Fi). Il y a cinq ports Ethernet utilisables.

Une fois l'Omnia et au moins un PC branché, on configure le routeur via le Web, en se connectant à http://192.168.1.1/ (rassurez-vous, tout cela est bien expliqué dans le joli manuel papier de quatre pages livré avec l'Omnia, ou bien en ligne. Il y a deux interfaces Web de configuration du Turris Omnia, Foris, orientée débutant, et spécifique à l'Omnia, et LuCI, bien plus riche, dont je parlerai plus longuement après. Voici ce que voit le célèbre M. Michu, lorsqu'il utilise Foris : Free ne fournit apparemment pas de mécanisme pour la configuration automatique d'IPv6, il a donc fallu la faire à la main, statiquement.

Contrairement au Turris précédent, cette fois, on n'est plus obligé de parler la langue de Karel Čapek avec l'Omnia. Presque tout est traduit. (Mais pas encore les divers HOWTO en ligne.) C'est un progrès appréciable pour le non-polyglotte qui, en 2014, avec l'ancien Turris, recevait des notifications du genre « Upozorneni od Vaseho routeru Turris ##### Oznameni o aktualizacich ##### • Nainstalovaná verze 82 balíku updater... ». La documentation de Foris est très détaillée, et il est recommandé de la lire (par exemple pour configurer le Wi-Fi, lorsque Foris demande à M. Michu s'il veut du 2,4 GHz ou du 5 GHz... Au passage, l'Omnia peut faire les deux, en configurant deux interfaces avec des fréquences différentes, ce qui ne semble possible qu'avec LuCI ou le fichier texte de configuration.)

Si on découvre des bogues à signaler, il faut écrire à info@turris.cz qui répond bien. Il y a aussi un canal IRC #turris à Freenode (peu d'activité). Questions forums collectifs, il y avait un système de forums (avec les menus uniquement en tchèque) qui a été abandonné au profit de Discourse, que je recommande d'utiliser (on a des réponses). Il est apparemment nécessaire, pour se loguer, d'avoir mojeID (ce que j'utilise) ou bien un compte sur un GAFA.

Ensuite, tout fonctionne, le routeur route, on peut regarder des vidéos de chats, envoyer du courrier, parler avec les copains en XMPP, télécharger de la culture, etc.

Notez que le routeur est sécurisé par défaut. Le pare-feu interne, dans sa configuration d'origine, bloque les connexions entrantes. (IPv4 et IPv6, bien sûr, une fonction qui manque terriblement à la Freebox, cf. RFC 6092.) De même, le routeur a SSH et un résolveur DNS mais n'accepte pas les connexions SSH ou DNS de l'extérieur. (Parfois, c'est même trop sécurisé.)

Une autre particularité du Turris Omnia est que le routeur se met à jour tout seul, récupérant automatiquement les nouvelles versions des logiciels, afin de corriger notamment les failles de sécurité (c'est évidemment configurable, via l'onglet Updater de Foris). C'est en effet une défaillance courante chez ces petits engins installés à la maison : le code n'est pas mis à jour et de vieilles failles durent longtemps. Tous les matins, on peut voir sur Foris ce qui a été changé :

On peut aussi le recevoir via le système de notification par courrier. Le Turris peut envoyer des messages via les MTA de NIC.CZ ou bien via le vôtre si vous la configurez ainsi (dans Maintenance).

Le Turris permet également d'envoyer ses données de trafic dans le nuage. Ce n'est évidemment pas activé par défaut mais, si on veut aider la science, cela se fait par l'onglet Data collection de Foris (« we'd like to inform you that you agreed with our EULA regarding data collection of your router »). Une fois cet envoi activé, et un compte sur le portail créé via le Turris, on pourra se connecter sur le portail (mojeID était nécessaire mais ce n'est plus le cas) et voir des jolis graphes de son trafic :

Naturellement, l'administrateur système consciencieux, même s'il se nomme Michu, va faire des sauvegardes. L'interface Foris a une option Configuration backup dans son onglet Maintenance.

Passons maintenant à l'interface Web avancée, LuCI. Elle n'est pas spécifique à l'Omnia et est au contraire bien connue des utilisateurs d'OpenWrt, système sur lequel est bâti l'Omnia. Ce n'est pas génial d'avoir deux interfaces Web pour la configuration, je trouve. Mais LuCI est indispensable pour les fonctions avancées, comme la configuration du pare-feu. Voici l'écran principal de LuCI :

LuCI peut servir à regarder l'état de certaines fonctions, ici le pare-feu :

Mais aussi à configurer des fonctions comme, ici, le commutateur interne avec ses VLAN (je n'ai pas encore testé mais cela semble nécessaire si on veut connecter le Freebox Player au réseau local) :

On peut aussi installer des programmes supplémentaires depuis LuCI. Le premier que j'ai mis était Majordomo (rien à voir avec le gestionnaire de listes de diffusion du même nom). Il permet d'intéressantes statistiques par machine (là aussi, quelque chose qui me manque sur la Freebox) :

Le vrai geek va sans doute vouloir se connecter à son beau routeur libre en SSH (chose qu'on ne peut certainement pas faire avec la Freebox...). Une fois le serveur activé (Advanced administration dans Foris mais attention avec SSH, une bogue sérieuse est décrite plus loin) :

% ssh root@turris 
Password:

BusyBox v1.23.2 (2016-09-05 13:26:40 CEST) built-in shell (ash)

  _______  _    _  _____   _____   _____   _____ 
 |__   __|| |  | ||  __ \ |  __ \ |_   _| / ____|
    | |   | |  | || |__) || |__) |  | |  | (___  
    | |   | |  | ||  _  / |  _  /   | |   \___ \ 
    | |   | |__| || | \ \ | | \ \  _| |_  ____) |
    |_|    \____/ |_|  \_\|_|  \_\|_____||_____/ 
                                                 


root@turris:~# sensors
armada_thermal-virtual-0
Adapter: Virtual device
temp1:        +86.1°C  
    

Notez que je ne connais pas de moyen de connaitre le condensat de la clé publique SSH créée, depuis l'interface Web. On ne peut donc pas vérifier, la première fois, qu'on se connecte bien à son Turris Omnia.

Le Turris Omnia utilise OpenWrt, un Unix (avec noyau Linux). La plupart des commandes seront donc familières aux unixiens :

    

root@turris:~# uptime
 11:32:39 up 1 day,  3:35,  load average: 0.02, 0.05, 0.01

root@turris:~# df -h
Filesystem                Size      Used Available Use% Mounted on
/dev/mmcblk0p1            7.3G    180.5M      7.1G   2% /
tmpfs                   503.7M      6.9M    496.9M   1% /tmp
tmpfs                   512.0K      4.0K    508.0K   1% /dev

root@turris:~# dig fr.wikipedia.org

; <<>> DiG 9.9.8-P4 <<>> fr.wikipedia.org
;; global options: +cmd
;; Got answer:
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 38235
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1

;; OPT PSEUDOSECTION:
; EDNS: version: 0, flags:; udp: 4096
;; QUESTION SECTION:
;fr.wikipedia.org.		IN	A

;; ANSWER SECTION:
fr.wikipedia.org.	3	IN	A	91.198.174.192

;; Query time: 7 msec
;; SERVER: 127.0.0.1#53(127.0.0.1)
;; WHEN: Wed Oct 19 11:36:54 UTC 2016
;; MSG SIZE  rcvd: 61

root@turris:~# uname -a
Linux turris 4.4.13-05df79f63527051ea0071350f86faf76-7 #1 SMP Mon Sep 5 13:01:10 CEST 2016 armv7l GNU/Linux

Pour mémoire, l'ancien Turris, avant l'Omnia, affichait :

root@turris:~# uname -a
Linux turris 3.10.18-b09ae823eeafb345725b393bc5efbba7 #1 SMP Tue May 6 16:24:28 CEST 2014 ppc GNU/Linux

Et n'avait que 250 Mo de stockage.

Le résolveur par défaut du Turris Omnia, l'excellent Knot Resolver (produit par la même organisation que Turris), valide avec DNSSEC (comme tout le monde devrait faire, en 2016). Dommage, il reste encore des sérieuses bogues (comme une mauvaise indication du résultat ou comme l'impossibilité de couper la validation).

Un des avantages du shell est qu'on peut faire tout ce qu'on veut. Ainsi, le système de sauvegarde par l'interface Foris dont je parlais plus haut ne sauvegarde que /etc/config. Si on veut tout garder, on peut le faire avec un script et cron.

Pour faire quoi que ce soit sur l'Omnia, il vaut mieux connaitre OpenWrt (son Wiki, ses forums...) Par exemple, si vous préférez joe à vi (et, non, je n'ai pas trouvé d'emacs sur OpenWrt, système conçu pour des engins contraints en ressources matérielles) :

root@turris:~# opkg list | grep -i editor
joe - 4.2-1 - Joe is world-famous Wordstar like text editor, that also features Emacs and Pico emulation
nano - 2.6.0-1 - Nano (Nano's ANOther editor, or Not ANOther editor) is an enhanced clone of the Pico text editor.
vim - 7.4-3 - Vim is an almost compatible version of the UNIX editor Vi. (Tiny build)
zile - 2.3.24-4 - Zile is a small Emacs clone. Zile is a customizable, self-documenting real-time display editor. Zile was written to be as similar as possible to Emacs; every Emacs user should feel at home with Zile.
...

root@turris:~# opkg install joe
Installing joe (4.2-1) to root...
Downloading https://api.turris.cz/openwrt-repo/omnia/packages//packages/joe_4.2-1_mvebu.ipk.
  % Total    % Received % Xferd  Average Speed   Time    Time     Time  Current
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Configuring joe.
    

La configuration IPv6 ne s'est pas faite toute seule (ce n'est pas entièrement la faute du Turris mais un peu quand même). Par défaut, le Turris distribue sur le réseau local des ULA (RFC 4193) comme fde8:9fa9:1aba:0:X:W:Y:Z. Pour réaliser la configuration en étant connecté à Free, j'ai suivi un bon HOWTO de OpenWrt mais il y manque un point important, la route par défaut statique (à ce sujet, cela vaut aussi la peine de consulter la documentation OpenWrt sur le réseau). Donc, ce que j'ai du faire :

• Relever l'adresse locale au lien utilisée par l'Omnia sur la patte qui le connecte à la Freebox (ifconfig eth1),
• Sur la Freebox (http://mafreebox.freebox.fr/, « Paramètres de la Freebox » puis « Configuration IPv6 »), mettre cette adresse en Next hop pour le préfixe que nous a alloué Free,
• Au passage, notez sur la Freebox la valeur de ce préfixe alloué,
• Configurer le réseau de l'Omnia (/etc/config/network) comme indiqué dans le HOWTO ci-dessus,
• Ajouter une route statique sur l'Omnia (le HOWTO OpenWrt n'en parle pas).

Cela donc un /etc/config/network qui ressemble à (si 2001:db8:cafe:1234::1:fe/64 est le préfixe IPv6 alloué par Free, celui qu'on trouve dans l'interface Web de la Freebox) :

config interface 'lan'
	option ifname 'eth0 eth2'
	option force_link '1'
	option type 'bridge'
	option proto 'static'
	option netmask '255.255.255.0'
	option ipaddr '192.168.1.1'
	option ip6addr '2001:db8:cafe:1234::1:fe/64'
	option ip6prefix '2001:db8:cafe:1234::/64'
	option ip6gw '2001:db8:cafe:1234::1'
	option ip6assign '64'
	option mtu '1452'

config interface 'wan'
	option ifname 'eth1'
	option proto 'dhcp'
        option mtu '1452'

config interface 'wan6'
	option ifname '@wan'
	option _orig_bridge 'false'
	option proto 'static'
	option ip6addr '2001:db8:cafe:1234::2/126'
	option ip6gw '2001:db8:cafe:1234::1'
	option ip6prefix '2001:db8:cafe:1234::/64'

# Route par défaut statique
config route6
	option interface 'wan6'
	option target '::/0'
	option gateway 'fe80::f6ca:e5ff:fe4d:1f41'

Si vous êtes attentifs, vous aurez remarqué qu'on force une MTU à 1 452 octets. L'IPv6 de Free en ADSL n'étant pas natif (mais un tunnel 6rd, cf. RFC 5969), ce réglage était nécessaire pour éviter les symptômes habituels d'un problème de PMTUD (ping qui marche mais pas curl, etc).

Si votre FAI ne fournit pas IPv6, le Turris Omnia permet d'établir un tunnel, en théorie, mais je n'ai jamais testé.

Autre jouet amusant, le Turris a un pot de miel configurable, pour SSH et telnet. Les sessions capturées sont également transmises aux responsables du projet et visibles via le portail des utilisateurs (mon premier « pirate » venait de Turquie et a tapé uname -a).

Passons maintenant aux problèmes, car le logiciel a des bogues embêtantes. J'ai eu beaucoup d'ennuis avec le serveur NTP. Rien ne marchait. J'ai du finalement désactiver le serveur par défaut (/etc/config/system, option enabled '0') et ntpclient, puis installer ntpd qui, lui, fonctionne. (Normalement, sur OpenWrt, cela aurait du marcher tout seul, la doc le dit). Attention, supprimer avec opkg le paquetage ntpclient ne suffit pas, la mise à jour automatique de l'Omnia le réinstalle. Maintenant, la synchronisation temporelle marche :

root@turris:~# ntpq
ntpq> peers
     remote           refid      st t when poll reach   delay   offset  jitter
==============================================================================
+mx4.nic.fr      138.96.64.10     2 u  585 1024  377    8.661   -1.611   1.186
 webcgi1-g20.fre .INIT.          16 u    - 1024    0    0.000    0.000   0.000
 webcgi2-g20.fre .INIT.          16 u    - 1024    0    0.000    0.000   0.000
+pob01.aplu.fr   40.179.132.91    2 u  555 1024  377   10.465   -4.789   4.553
-host3.nuagelibr 138.96.64.10     2 u  193 1024  377   10.405    3.660   2.096
 vel.itat.io     131.188.3.223    2 u   98 1024    1   25.894    0.007   0.230
*cluster004.lino 82.95.215.61     2 u  557 1024  377    7.166   -0.876   0.973

Et les machines du réseau local peuvent se synchroniser sur le Turris. (Au passage, la commande ntpq est dans le paquetage ntp-utils.)

Second problème sérieux, avec le serveur SSH. Pour un certain nombre d'utilisateurs de l'Omnia, la création des clés SSH de la machine se passe mal et des fichiers de taille zéro sont créés (et cela ne se produit pas uniquement, contrairement à ce que racontent certains, lors d'une coupure de courant). Cela empêche évidemment le serveur SSH de démarrer. On ne peut donc pas se connecter au shell pour arranger les choses. Il faut alors utiliser le port USB comme port série (je n'ai pas essayé) ou bien réparer le problème entièrement depuis LuCI (System puis Custom commands) en exécutant de quoi rétablir le système. Et l'interface de LuCI est pénible pour cela (par exemple, ssh-keygen -N "" ne marchera pas car LuCI supprime la chaîne vide...). J'ai donc du définir des commandes rm -f /etc/ssh/ssh_host_ecdsa_key /etc/ssh/ssh_host_ecdsa_key.pub /etc/ssh/ssh_host_ecdsa_key /etc/ssh/ssh_host_ecdsa_key.pub /etc/ssh/ssh_host_rsa_key /etc/ssh/ssh_host_rsa_key.pub /etc/ssh/ssh_host_dsa_key /etc/ssh/ssh_host_dsa_key.pub /etc/ssh/ssh_host_ed25519_key /etc/ssh/ssh_host_ed25519_key.pub (eh non, pas droit aux jokers) puis ssh-keygen -A puis /etc/init.d/sshd start.

Autre méthode pour s'amuser, jouer avec les VLAN. En faisant une erreur dans la configuration du commutateur de l'Omnia, j'avais déclenché une tempête de trafic interne qui rendait le routeur totalement inutilisable. Même pas moyen de se connecter en SSH pour réparer. L'erreur étant dans la configuration, redémarrer ne servait à rien (l'Omnia n'a apparemment pas de mémorisation temporaire des configurations réseau potentiellement dangereuses, comme ça existe sur JunOS). Le port série aurait peut-être été une solution mais il y avait plus simple : remettre l'Omnia à sa configuration d'usine, se reconnecter, et restaurer la configuration sauvegardée.

Voilà, prochaine étape, installer un serveur SNMP...

Quelques autres lectures sur le Turris Omnia :

• L'expérience de Juraj (il est sévère mais les problèmes qu'il note existent réellement).
• Mon deuxième article sur le Turris, avec d'autres aventures.

PS : si vous voulez acheter un Turris Omnia (j'ai eu le mien via le crowdfunding), voyez cette annonce.

Aujourd'hui, bien des clients d'Orange ont eu la mauvaise surprise de ne pas pouvoir visiter Google. La plupart n'avaient pas de messages d'erreur précis, juste une longue attente et un message d'erreur vague du genre « timeout ». Certains avaient la désagréable surprise de voir apparaitre une page menaçante, les accusant d'avoir voulu se connecter à un site Web terroriste. À l'origine de ce problème, une erreur de configuration dans les résolveurs DNS d'Orange, en raison de la fonction de censure administrative du Web.

Le mécanisme DMARC permet d'indiquer dans le DNS la politique d'un domaine concernant l'authentification du courrier. Si je reçois un message prétendant venir de ma-banque.example, et qu'il n'est pas authentifié (ni SPF, ni DKIM, ni autre chose), comment savoir si c'est parce que ma banque est nulle en sécurité du courrier, ou bien parce que le message est un faux ? DMARC (normalisé dans le RFC 7489) permet de répondre à cette question en publiant un enregistrement qui indique si le courrier est censé être authentifié ou pas. Comme toutes les techniques de sécurité, ce mécanisme est imparfait et il pose notamment des problèmes avec les messages indirects. Par exemple, si vous avez une adresse à votre ancienne université, alice@univ.example et que le courrier qui lui est adressé est automatiquement transmis à votre adresse professionnelle, alice@evilcorp.example, comment DMARC va-t-il réagir avec cette indirection ? C'est ce qu'explore ce RFC.

Voici la politique DMARC de Gmail. Elle est tolérante (p=none, accepter les messages non authentifiés) :

    
% dig TXT _dmarc.gmail.com
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 59294
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 1, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
_dmarc.gmail.com.	600 IN TXT "v=DMARC1; p=none; rua=mailto:mailauth-reports@google.com"
...

_dmarc.paypal.com.	300 IN TXT "v=DMARC1; p=reject; rua=mailto:d@rua.agari.com; ruf=mailto:dk@bounce.paypal.com,mailto:d@ruf.agari.com"

La question de départ de l'administrateur système est « si je mets une politique DMARC restrictive (genre p=reject), vais-je perdre des courriers légitimes, à cause d'indirections comme les listes de diffusion ? » (section 1 du RFC). Il est d'autant plus difficile de répondre à cette question que l'architecture du courrier électronique est complexe et mal spécifiée (RFC 5598). Bien des logiciels ne suivent pas les règles, d'autant plus que beaucoup de ces règles n'ont pas été explicites dès le début. (Un bon exemple : avec un .forward, le serveur de courrier doit-il garder l'expéditeur indiqué dans l'enveloppe du message ? Essayez de trouver un RFC qui spécifie cela !)

La section 2 de notre RFC décrit les causes des problèmes DMARC. Si un message est légitime (le destinataire veut le recevoir), et qu'il est en outre techniquement correct, un problème, au sens de ce RFC, est quand la politique de DMARC (qui peut être de rejet) est appliquée à ce message, parce qu'il a été transmis indirectement. C'est injuste. Évidemment, si la politique DMARC est p=none (ne rien faire), ce n'est pas un vrai problème. Mais un p=reject peut être très ennuyeux.

Première cause de problèmes, des différences entre les identificateurs utilisés. DMARC n'authentifie pas directement, il dépend de SPF (RFC 7208) et DKIM (RFC 6376) pour cela. Ce qui intéresse l'utilisateur, évidemment, c'est le nom dans le champ From: (RFC 5322) du message. Pour lui, c'est ça l'expéditeur. Mais DKIM, et surtout SPF, n'ont pas la même conception : ils peuvent utiliser d'autres identificateurs. DMARC considère que l'accord (alignment, cf. RFC 7489, section 3.1) entre les identificateurs authentifiés par SPF et DKIM, et le champ From: du message peut être strict ou laxiste. « Strict » indique une correspondance parfaite, laxiste se limite à vérifier que le nom de domaine est le même.

Le principal identificateur utilisé par SPF est celui donné par la commande MAIL FROM dans la session SMTP (RFC 5321). C'est la principale cause de désaccord : si SPF authentifie cet identificateur et qu'il est différent de l'adresse utilisée dans le champ From: de l'en-tête du message, que faire ?

Deuxième cause de problème, le relayage d'un message. Si Bob bob@isp.example écrit à alice@univ.example, et qu'elle (ou son administrateur système) a demandé un relayage automatique vers alice@evilcorp.example, les serveurs de courrier de evilcorp.example verront un message prétendant être de isp.example, mais transmis par les serveurs de univ.example... SPF sera content ou pas, selon la façon exacte dont a été fait le relayage (en préservant le MAIL FROM ou pas). DMARC ne sera jamais content car, si le MAIL FROM a été changé (reflétant le relais), SPF authentifiera mais il n'y aura plus d'accord entre les identificateurs.

Évidemment, si le message est modifié en cours de route, c'est encore pire. SPF ne protège pas l'intégrité du message, mais DKIM le fait. Mais qui diantre se permet de modifier les messages ? Hélas, pas mal de gestionnaires de listes de diffusion le font. DKIM a une option (déconseillée... voir la section 8.2 du RFC 6376) pour ne signer que le début du message, évitant ainsi que la signature soit invalidée par l'ajout, par exemple, d'un paragraphe final. Cela ne couvre que le cas des messages simples, sans MIME, où la modification est un simple ajout à la fin. Autre possibilité de DKIM pour éviter d'invalider les signatures en cas de modification du message, le mode relaxed de canonicalisation du contenu, qui permet de supporter des modifications triviales comme la transformation de N espaces consécutifs en un seul.

Reprenant le vocabulaire du RFC 5598 (relisez-le d'abord !), la section 3 de notre RFC liste les différents composants de la messagerie qui peuvent jouer un rôle dans les transmissions indirectes, et les problèmes qu'elles posent. D'abord, le MSA (Message Submission Agent.) C'est la première ligne de vérification : il fait respecter les règles d'une organisation (ADMD, ADministrative Management Domain). S'il accepte un message où le champ From: du RFC 5322 n'est pas dans un domaine contrôlé par l'ADMD, il y a des chances que DMARC râle par la suite. Le RFC cite plusieurs cas d'usage où cela se produit : la fonction « envoyer cet article à un ami » de certains sites Web, par exemple, puisque le message va partir avec le domaine du lecteur de l'article, pas avec celui du site Web. On peut trouver de nombreux autres exemples, comme un service de gestion d'agenda qui envoie des courriers de rappel, en utilisant comme expéditeur l'adresse de l'utilisateur, ce qui est plutôt une bonne chose (pour des messages du genre « l'heure de la réunion a changé ») mais peut gêner DMARC. (Mon exemple préféré est le cas où on a une adresse de courrier mais pas de moyen de soumettre du courrier via cette organisation, ce qui est fréquent avec les adresses de fonction. Par exemple, on est membre d'une organisation qui fournit des adresses à ses membres et/ou responsables, ce qui permet de recevoir du courrier, mais on n'a pas de MSA pour en envoyer, on doit donc utiliser celui d'une autre organisation.)

Et les MTA, eux, quel est leur rôle dans les problèmes DKIM ? S'il change l'encodage (par exemple en passant du « 8 bits » à l'abominable Quoted-Printable), il va invalider les signatures DKIM (la canonicalisation de DKIM ne prévoit pas des transformations aussi radicales, même si elles ne modifient pas le message final). Idem si le MTA corrige les en-têtes du message pour les rendre conformes (une tâche qui relève plutôt du MSA, le MTA devant lui, transmettre fidèlement les messages qu'il a choisi d'accepter) : cela sort également du champ de la canonicalisation DKIM et cela invalide donc les éventuelles signatures. Enfin, le changement ou la suppression de certaines parties MIME (par exemple l'élision d'un document ZIP attaché, pour des raisons de protection contre les logiciels malveillants transmis par courrier) va évidemment également rendre les signatures invalides.

Et le MDA ? Peut-il casser des choses, également ? Oui, s'il passe les messages par Sieve (RFC 5228), qui a la possibilité d'ajouter ou de retirer des en-têtes, voire de modifier le corps (extension Sieve du RFC 5703). Si les tests DMARC sont faits après le passage de Sieve, ou bien si le message est ensuite réinjecté dans le système de courrier, des problèmes peuvent se produire.

Reste le cas des intermédiaires (mediators). Ce sont les entités qui prennent un message, puis le ré-expédient (parfois après modification). Un exemple est l'alias. Via une entrée dans /etc/aliases ou bien via un .forward, ou bien via le redirect de Sieve, ou encore via encore une autre méthode, un message initialement destiné à une adresse est finalement transmis à une autre. C'est par exemple courant pour les adresses « ancien élève », que fournissent certaines universités, et qui permettent de garder à vie une adresse dans le domaine de l'établissement où on a fait ses études. Un certain nombre d'associations professionnelles fournissent un service équivalent. En général, ces intermédiaires ne cassent pas DKIM (ils ne modifient pas le message) mais, selon la façon dont ils redirigent, peuvent invalider l'autorisation SPF.

Un autre exemple d'intermédiaire classique est le gestionnaire de listes de diffusion. En plus de rediriger un message (ce qui fait que le message écrit par alice@univ.example n'est pas émis par les serveurs de courrier de l'université), ces logiciels changent souvent le message, par exemple en ajoutant une inutile étiquette [Ma jolie liste] aux sujets des messages, en ajoutant un texte à la fin (instructions de désabonnement, pourtant déjà possibles avec l'en-tête List-Unsubscribe:), en retirant des pièces jointes, ou bien (surtout dans les théocraties comme les États-Unis) en remplaçant des gros mots par des termes plus acceptables.

Toutes ces modifications vont probablement invalider les signatures DKIM (cf. RFC 6377) et faire que les messages envoyés par certains participants à la liste (ceux qui ont une politique DMARC p=reject) ne seront pas reçus par les destinataires qui testent cette politique. (Si un avis de non-remise est transmis, le logiciel de gestion de la liste peut en déduire que l'adresse n'existe pas, et désabonner d'autorité le destinataire.)

Et les filtres ? Certaines organisations insèrent dans le réseau des dispositifs qui vont analyser le courrier, par exemple à la recherche de logiciel malveillant. Souvent, ils vont modifier les messages, afin de supprimer ces contenus indésirables. Ces modifications vont évidemment invalider les signatures. Idem si on change ou supprime des URL contenus dans le message et considérés « dangereux ». Même chose avec un système anti-spam qui ajouterait un [SPAM] dans le sujet.

En revanche, le courrier reçu d'un serveur secondaire (MX de secours), qui a pris le relais pendant une panne du primaire, puis expédié le courrier quand le primaire remarche, ne pose pas de problèmes. Bien sûr, les tests SPF échoueront mais, normalement, on ne fait pas ces tests sur le courrier qui vient de son propre serveur secondaire.

Bon, voici le tour d'horizon complet de tout ce qui peut marcher mal. Mais que faire ? La section 4 du RFC s'attaque aux solutions. Elles sont nombreuses et très différentes. Mais attention : DMARC est là pour rejeter des messages considérés comme invalides. On peut arranger les choses pour que certains de ces messages « passent » mais cela va contre le but de DMARC. Si les messages sont de grande valeur (transactions financières, par exemple), il vaut mieux ne pas chercher de solutions, et simplement se contenter de messages transmis directement, ne subissant pas de traitements qui vont invalider SPF ou DKIM.

C'est d'autant plus vrai que l'écosystème du courrier électronique est très complexe. On trouve un zillion de logiciels différents, plus ou moins bien écrits. Par exemple, des gens utilisent encore Qmail, qui n'a plus eu une seule mise à jour depuis 1998. Certaines des mesures ou contre-mesures utilisées pour la sécurité du courrier sont parfaitement légales, mais vont casser tel ou tel logiciel qui est utilisé à certains endroits.

Assez d'avertissements, les solutions. D'abord, du côté de l'expéditeur. Celui-ci (ou son premier MTA) peut faire des efforts pour améliorer l'accord entre les identificateurs. Un logiciel sur info.example qui envoie du courrier pour le compte de bob@univ.example peut ainsi décider d'utiliser un en-tête From: qui ne posera pas de problème, celui du vrai envoyeur, et de mettre l'adresse de Bob dans un Reply-To:. Comme la plupart des solutions présentées dans cette section 4, elle est imparfaite (le destinataire peut se demander qui est cet envoyeur qu'il ne connait pas). Le RFC fournit de nombreux autres exemples de désaccord entre identités, qui peuvent être réparés en changeant un peu le processus d'envoi du message. Comme le disait ma grand-mère, « il y a toujours une solution, pour peu que chacun y mette du sien ».

Les envoyeurs peuvent aussi limiter le risque de modifications invalidantes, en ne signant pas trop d'en-têtes avec DKIM, ou en envoyant des messages parfaitement formés (pour éviter aux serveurs ultérieurs la tentation de les « réparer »).

Les receveurs peuvent aussi agir mais leurs possibilités sont plus limitées, note le RFC.

Entre les expéditeurs et les receveurs, il y a tous les intermédiaires qui prennent un message et le ré-expédient. Ce sont souvent eux qui causent le problème, et ils sont donc souvent en position de le réparer. Par exemple, ils peuvent changer le From: du message pour mettre le leur, ce qui permettrait à peu près n'importe quelle modification, et serait plus « franc » (puisque le message n'est plus tout à fait l'original, autant changer l'auteur...) Évidemment, dans ce cas, assez violent, il faut au minimum garder l'information sur l'émetteur originel, avec l'en-tête Original-From: (RFC 5703). Le problème est que le récepteur humain sera sans doute déconcerté par cet expéditeur (d'autant plus qu'Original-From: est peu ou pas affiché).

Comme les modifications invalident les signatures, les ré-expéditeurs pourraient les éviter, par exemple en ajoutant des en-têtes au lieu de modifier les existants, lorsqu'ils veulent ajouter un contenu (du genre « ceci est un spam »). Il serait peut-être préférable, dans certains cas, de rejeter les messages plutôt que de les modifier, ce qui cassera la vérification de signatures plus loin.

Et, en parlant des ré-expéditeurs, les listes de diffusion, pas vraiment prévues par DKIM, que faire pour elles ? Le RFC 6377 a déjà traité leur cas. Une technique courante est de modifier le champ From: pour mettre l'adresse de la liste, réduisant l'auteur original à un commentaire dans cet en-tête (avis personnel : je déteste ça). Comme cela rend difficile de répondre en privé au vrai auteur d'un message, l'ajout d'un Reply-To: peut aider. Une autre solution est d'emballer le message original dans une partie MIME message/rfc822. Cette partie resterait intact et le message emballant aurait comme expéditeur la liste. Mais peu de MUA savent afficher proprement ce genre de messages (spécialement dans le monde des mobiles).

Encore plus fasciste, le gestionnaire de liste pourrait interdire l'abonnement des gens utilisant une adresse où il y a une politique DMARC autre que p=none. (Le RFC oublie de parler du cas où une politique p=reject n'existait pas au moment de l'abonnement mais a été rajoutée après.)

Enfin, il existe aussi des solutions qui sont encore en cours de discussion à l'IETF, et dont le RFC décourage l'usage dans un environnement de production. Ce sont entre autres des extensions au modèle du RFC 8601 pour créer une chaîne d'authentification où chaque acteur important signerait le message en route. Ou, plus radical, des mécanismes stockant l'état initial d'un message avant transformation, pour pouvoir retrouver cet état original et vérifier la signature.

Bref, le problème n'est pas résolu...

Le protocole standard Netconf (normalisé dans le RFC 6241) permet de configurer un équipement réseau (par exemple un commutateur) à distance. Netconf fonctionne par des RPC dont les paramètres sont des actions à faire effectuer par l'équipement configuré, ou bien les nouvelles valeurs que peut prendre telle ou telle des variables de configuration de cet équipement. Mais comment savoir quelles actions sont possibles, quelles variables existent, et quelles valeurs elles peuvent prendre ? Jusqu'à présent, cela pouvait se spécifier uniquement dans une documentation en langue naturelle fournie avec l'équipement. Désormais, il est possible de spécifier ces informations dans un langage formel, YANG. La première version de YANG était normalisée dans RFC 6020, ce nouveau RFC normalise la nouvelle version, la 1.1, qui a peu de changements, mais certains cassent la compatibilité ascendante.

Ce RFC 7950 est très détaillé, plus de deux cents pages. Et je n'ai pas personnellement d'expérience pratique avec YANG. Donc, je ne donne ici qu'un très bref résumé. Un tel survol se trouve également dans la section 4 du RFC : YANG modélise les données (configuration et état) qui seront utilisées par Netconf. Ces données sont représentées sous forme arborescente. YANG est modulaire (section 5.1 du RFC), un module YANG pouvant se référer à d'autres modules. YANG définit un ensemble de types pour décrire les données (section 9 et RFC 6991). Il permet également d'indiquer les contraintes que doivent respecter les données. YANG, langage de haut niveau, ne décrit pas l'encodage utilisé sur le câble.

Notez que YANG peut être utilisé avec d'autres protocoles que Netconf, comme RESTCONF (décrit dans le RFC 8040).

YANG a donc bien des points communs avec le SMI des RFC 2578 et RFC 2579. Avant Netconf, beaucoup de gens pensaient que toute la gestion des équipements réseau se ferait en SNMP, en s'appuyant sur ce modèle SMI. Si, pour la lecture des variables, SNMP s'est largement imposé, force est de constater que, pour l'écriture de variables et pour les actions, SNMP reste très peu utilisé, au profit de toute une galaxie de mécanismes privés (Web, REST, SSH + CLI, etc), galaxie que Netconf vise à remplacer. Une MIB du SMI peut donc être traduite en YANG, l'inverse n'étant pas vrai (YANG étant plus riche).

La syntaxe de YANG utilise des groupes emboîtés, délimités par des accolades. Mais une syntaxe équivalente, en XML, existe, sous le nom de Yin. Tout module YANG peut être traduit en Yin sans perte et réciproquement (voir la section 13 pour plus de détails sur Yin).

Donc, un engin donné, routeur ou autre équipement qu'on veut gérer, est décrit par des modules YANG. Lorsqu'un serveur Netconf à bord dudit engin met en œuvre un module YANG, cela veut dire qu'il permet de modifier, via Netconf, les variables décrites dans le module (le serveur typique met en œuvre plusieurs modules). Voici le début d'un module possible :

     // Only an example, not a real module. 
     module acme-system {
         namespace "http://acme.example.com/system";
         prefix "acme";

         organization "ACME Inc.";
         contact "joe@acme.example";
         description
             "The module for entities implementing the ACME system.";

         revision 2010-08-05 {
             description "Initial revision.";
         }
...

On l'a dit, YANG est arborescent. Les feuilles de l'arbre (section 4.2.2.1 du RFC) contiennent une valeur particulière, par exemple, ici, le nom de l'engin géré :

       leaf host-name {
           type string;
           description "Hostname for this system";
       }

Ici, leaf est un mot-clé de YANG qui indique une feuille de l'arbre (plus de nœuds en dessous), host-name est le nom que l'auteur du module a donné à une variable, de type « chaîne de caractères ». Lorsqu'un serveur Netconf enverra cette information à un client (ou réciproquement), elle sera encodée en XML ainsi (Netconf utilise XML pour l'encodage des messages mais d'autres encodages sont possibles, cf. RFC 7951) :

       <host-name>my-router.example.com</host-name>

Donc, pour résumer, YANG modélise ce qu'on peut lire ou modifier, Netconf permet de le lire ou de le modifier effectivement.

Par contre, si un nœud de l'arbre YANG n'est pas une feuille, il est désigné par le mot-clé container. Par exemple, il y a ici deux containers emboîtés et une feuille :

     container system {
         container login {
             leaf message {
                 type string;
                 description
                     "Message given at start of login session";
             }
         }
     }

Lorsque Netconf utilise cette donnée, cela ressemblera, sur le câble, à ceci :

     <system>
       <login>
         <message>Good morning</message>
       </login>
     </system>

YANG dispose d'un certain nombre de types pour représenter les données (section 4.2.4 et RFC 6991), mais on peut aussi créer ses types (sections 4.2.5 et 7.3) par exemple ainsi :

     typedef percent {
         type uint8 {
             range "0 .. 100";
         }
         description "Percentage";
     }

     leaf completed {
         type percent;
     }

On a ajouté un intervalle de validité au type prédéfini uint8. Autre exemple, en indiquant une valeur par défaut, et en dérivant d'un type défini dans le module inet :

     typedef listen-ipv4-address {
         type inet:ipv4-address;
         default "0.0.0.0";
     }

YANG a bien d'autres possibilités, décrites en détail dans les sections suivantes. Par exemple, dans un monde idéal, tous les engins mettant en œuvre un module YANG donné géreraient la totalité des variables du module. Mais, comme ce n'est pas forcément le cas, YANG permet des déviations (sections 5.6.3 et 7.20.3). Prenons l'exemple du RFC, un routeur BGP qui suit un module YANG BGP. Le module ne donne pas de limite au nombre de pairs BGP mais un routeur bas de gamme pourrait avoir une limite, disons à 16 pairs. Un client Netconf qui tenterait de configurer un dix-septième pair recevrait donc une erreur. Le mot-clé YANG deviation permettrait audit client de savoir à l'avance en quoi ce routeur particulier dévie du modèle BGP général. Le client Netconf n'aurait donc pas à essayer pour voir, il pourrait savoir à l'avance que l'opération de configuration du dix-septième pair ne marchera pas.

La syntaxe formelle de YANG est décrite en section 6. Elle ressemble à celle de langages de programmation comme C ou à celle de SMIng du RFC 3780 (RFC qui n'a pas eu de succès). Cette syntaxe favorise la lisibilité par des humains, le cahier des charges étant de privilégier les lecteurs, pas les auteurs de modules, ni les programmeurs d'outils YANG. À noter que, comme dans toutes les normes modernes, YANG n'est pas limité à l'ASCII et peut utiliser tout Unicode.

Bien que YANG n'utilise pas XML, il réutilise un langage de ce monde, XPath (sections 6.4 et 7.5.3). XPath sert à indiquer les dépendances entre nœuds de l'arbre.

YANG permet en effet de définir des contraintes (section 8) que doivent respecter les variables, avec la directive must. Par exemple :

         must "ifType != 'ethernet' or " +
              "(ifType = 'ethernet' and ifMTU = 1500)" {
             error-message "An ethernet MTU must be 1500";
         }

Voici un exemple de requête Netconf complète, correspondant à une variable YANG. Soit un équipement muni d'un serveur SSH et d'un serveur Netconf pour sa configuration. Disons que le serveur Netconf met en œuvre la variable YANG port, définie ainsi :

     leaf port {
         type inet:port-number;
         default 22;
         description "The port which the SSH server listens to"
     }

La requête Netconf <edit-config> (RFC 6241, section 7.2) qui configure le serveur SSH pour écouter sur le port 2022 serait :

     <rpc message-id="101"
          xmlns="urn:ietf:params:xml:ns:netconf:base:1.0"
          xmlns:nc="urn:ietf:params:xml:ns:netconf:base:1.0">
       <edit-config>
         <target>
           <running/>
         </target>
         <config>
           <system xmlns="http://example.com/schema/config">
             <services>
               <ssh>
                 <port>2022</port>
               </ssh>
             </services>
           </system>
         </config>
       </edit-config>
     </rpc>

Le choix de YANG comme langage standard pour la description des capacités d'un serveur Netconf ne s'était pas fait sans mal. Plusieurs concurrents avaient été envisagés notamment Relax NG, un choix logique puisque Netconf utilise XML. Un langage de description de schémas comme Relax NG semblait donc un choix raisonnable. Parmi les discussions à ce sujet, citons par exemple le débat qui avait eu lieu sur la liste du secteur Applications de l'IETF. Les raisons du choix de YANG, telles que vues par les concepteurs de YANG, sont décrites sur le site officiel du projet mais je trouve cette comparaison très unilatérale.

Un bon tutoriel Netconf, couvrant également YANG, est disponible en http://www.aims-conference.org/issnsm-2008/06-netconf-yang.pdf.

Quelles sont les mises en œuvre de YANG ? Il en existe une liste sur le site officiel. Voyons par exemple l'outil pyang, qui sert à valider des schémas YANG (y compris de la nouvelle version 1.1 décrite dans ce RFC) et à les convertir dans d'autres formats. Il ne semble pas trop maintenu mais, bon, il marche. Il peut produire du XSD et du RelaxNG - enfin du DSDL mais c'est presque pareil. Voici un exemple de test d'un schéma invalide (leaf a été tapé laf) :

% pyang test.yang
test.yang:11: error: unexpected keyword "laf"

Et, si on corrige :

% pyang test.yang
% 

Maintenant, convertissons en Yin :

% cat test.yang
 module acme-foo {
         namespace "http://acme.example.com/foo";
         prefix "acfoo";

         list interface {
             key "name";
             leaf name {
                 type string;
             }

             leaf mtu {
                 type uint32;
                 description "The MTU of the interface.";
             }
         }
     }

% pyang -fyin test.yang
<?xml version="1.0" encoding="UTF-8"?>
<module name="acme-foo"
        xmlns="urn:ietf:params:xml:ns:yang:yin:1"
        xmlns:acfoo="http://acme.example.com/foo">
  <namespace uri="http://acme.example.com/foo"/>
  <prefix value="acfoo"/>
  <list name="interface">
    <key value="name"/>
    <leaf name="name">
      <type name="string"/>
    </leaf>
    <leaf name="mtu">
      <type name="uint32"/>
      <description>
        <text>The MTU of the interface.</text>
      </description>
    </leaf>
  </list>
</module>

Et voici une conversion du même code en DSL :

% pyang -fdsdl test.yang
<?xml version='1.0' encoding='UTF-8'?>
<grammar datatypeLibrary="http://www.w3.org/2001/XMLSchema-datatypes"
	 ns="http://acme.example.com/foo"
	 xmlns="http://relaxng.org/ns/structure/1.0"
	 xmlns:a="http://relaxng.org/ns/compatibility/annotations/1.0"
	 xmlns:acfoo="http://acme.example.com/foo"
	 xmlns:dc="http://purl.org/dc/terms"
	 xmlns:dsrl="http://purl.oclc.org/dsdl/dsrl"
	 xmlns:nm="urn:ietf:params:xml:ns:netmod:dsdl-attrib:1"
	 xmlns:sch="http://purl.oclc.org/dsdl/schematron">
  <dc:source>YANG module 'acme-foo' (automatic translation)</dc:source>
<start>
   <zeroOrMore>
      <element name="interface" nm:key="name">
	  <element name="name">
	     <data type="string"/>
	  </element>
	  <optional>
	     <element name="mtu"><a:documentation>The MTU of the interface.</a:documentation>
		<data type="unsignedInt"/>
	     </element>
	  </optional>
       </element>
   </zeroOrMore>
</start>
</grammar>

Outre pyang, il y a bien entendu même un mode Emacs, yang-mode.

Le site officiel du projet, http://www.yang-central.org/, contient beaucoup d'autre information sur YANG.

Notez que l'ancien YANG, 1.0, décrit dans le RFC 6020, n'est pas abandonné. L'ancien RFC reste d'actualité pour décrire la version 1.0, qui restera en usage un certain temps. Les principaux changements apportés par la version 1.1 de YANG sont décrits dans la section 1.1 du RFC. La liste est très longue, mais la plupart ne sont que des points de détail. Parmi les changements qui peuvent rendre illégaux des modèles YANG qui étaient légaux avant, il y a par exemple le changement d'interprétation des échappements dans les chaînes de caractères, ou bien le fait qu'une chaîne de caractères qui n'est pas encadrée par des apostrophes ou des guillemets n'a plus le droit de contenir des apostrophes ou guillemets (section 6.1.3). De même, les clés (identificateurs uniques) ne peuvent plus être conditionnelles (instructions when ou if-feature) ce qui est logique, mais rend également invalide certains anciens modèles YANG.

Si vous avez lu tous les articles d'Amaelle Guiton, de bluetouff et d'Andréa Fradin, si vous allez à tous les Quadr'Apéro de la Quadrature du Net (en lisant un livre de Schneier dans le métro) ou, bien sûr, si vous travaillez pour Facebook ou pour la DGSI, ce livre ne vous apprendra rien. Vous savez déjà que l'internaute ordinaire (pas le suspect de djihadisme ou de grand banditisme, non, le fameux M. Michu) est surveillé en permanence par les outils et services numériques qu'il utilise. Mais, contrairement au djihadiste ou au bandit, M. Michu ne le sait pas, ou bien il ne mesure pas exactement l'ampleur de la surveillance généralisée, ou alors il est complètement résigné, convaincu de ne rien pouvoir y faire. Le livre de Tristan Nitot vise à informer cet internaute innocent (dans tous les sens du terme) de la surveillance dont il fait l'objet, mais aussi à proposer des pistes pour améliorer les choses et faire reculer un peu la surveillance. (La préface d'Adrienne Charmet insiste sur l'importance de marcher sur ces deux jambes, l'exposition des problèmes, et celle des solutions.)

Ce livre est très court, ce qui reflète soit la paresse de l'auteur, soit son désir d'être utile à un maximum de gens qui pourraient être découragés en voyant un énorme pavé universitaire (qui, au passage, manque, sur ce sujet). L'auteur présente d'abord la variété des techniques de surveillance existantes. Contrairement à ce que prétendent les menteurs qui affirment qu'avec le chiffrement des smartphones, les policiers ne pourraient plus travailler, notre vie privée a énormément perdu avec l'arrivée de ce phono sapiens. Doté de capteurs perfectionnés, il enregistre tout et transmet tout à ses maîtres (qui ne sont pas son propriétaire...). Ensuite, les GAFA comme Google récoltent une quantité faramineuse de données, que leurs techniques perfectionnées permettent d'analyser. L'auteur donne plusieurs exemples concrets et précis (avec à chaque fois l'URL permettant d'aller se renseigner davantage, souci de sérieux rare). Toute cette partie est très pédagogique. Si vous êtes le geek instruit et politisé cité au début, c'est l'ouvrage à recommander à vos proches (et aux lointains aussi) moins informés, pour qu'ils comprennent ce qui arrive aujourd'hui à tout citoyen. Et ne leur racontez pas tout, laissez-leur le plaisir de découvrir l'erreur gravissime du cochon, citée à chaque conférence de l'auteur :-)

Tristan Nitot tord aussi le cou à quelques mythes comme le « je n'ai rien à cacher ». On a tous des choses (tout à fait légales) à cacher. Personnellement, je demande aux gens qui affirment n'avoir rien à cacher « votre dernier relevé bancaire, et la liste de vos dix derniers partenaires sexuels, avec les pratiques utilisées ».

Un point important de son livre est la question du modèle économique des acteurs de l'Internet. Si Google et Facebook nous surveillent autant, ce n'est pas parce qu'ils sont des filiales de la NSA, ni parce qu'ils sont vendus au diable ou aux reptiliens. C'est parce qu'ils sont gratuits, et qu'il faut bien se financer d'une manière ou d'une autre. Exploiter les données personnelles est une méthode rentable, et largement invisible pour l'utilisateur. Elle nécessite la récolte du plus grand nombre de données personnelles possible, et il n'est donc pas exagéré de noter que « le modèle d'affaires du Web, c'est la surveillance ».

Le désir de l'auteur (et de la préfacière) de ne pas uniquement décrire l'affreuse surveillance dont nous sommes l'objet, mais également de faire preuve d'un certain optimisme en indiquant des choix qui amélioreraient les choses, va parfois un peu loin. Si je peux comprendre l'analyse mesurée que Nitot fait d'Apple (société dont il ne cache pas les défauts mais qui, en matière de surveillance, semble en effet « moins pire » que les autres), j'ai plus de mal avec l'éloge qu'il fait de la société Sen.se dont le fondateur répète partout que la vie privée n'est pas son problème car « Facebook fait pire ». C'est ainsi que le produit Mother de cette société envoie tout dans « un ordinateur de quelqu'un d'autre » et que c'est présenté comme inévitable.

L'auteur continue en expliquant qu'un autre Internet est possible. Car dénoncer la surveillance, c'est très bien, mais cela peut mener à la sidération : convaincu d'être surveillé de partout, et de ne pas pouvoir l'empêcher, sauf à vivre dans une grotte sans électricité, le citoyen pourrait se décourager et renoncer à son droit à la vie privée. Il est donc nécessaire de proposer des pistes d'amélioration. Plusieurs sont avancées : le logiciel libre, bien sûr, condition nécessaire (mais pas du tout suffisante), le paiement des services (« si c'est gratuit, c'est que vous n'êtes pas le client, vous êtes la marchandise »), l'auto-hébergement (sans cacher, comme pour les autres solutions, les extrêmes difficultés que cela pose), le chiffrement (encore une condition nécessaire mais pas suffisante)... Nitot demande aussi que les partisans d'un autre Internet s'attaquent aussi au problème difficile de faire aussi bien, voire mieux, que les GAFA en matière de vécu utilisateur.

L'auteur détaille aussi, avec beaucoup de précision, quelques mesures d'hygiène numérique qui peuvent permettre de limiter un peu les dégâts de la surveillance. Par exemple, bloquer le spyware Google Analytics, ou bien avoir son propre nom de domaine permet de ne pas dépendre d'un seul fournisseur, et d'être donc libre de le quitter si ses pratiques ne sont pas acceptables.

Notons que ces manipulations sont parfois longues, ce qui reflète le désir des maîtres de la surveillance de nous empêcher de diminuer celle-ci. Il faut ainsi neuf étapes pour configurer Twitter de manière plus respectueuse de la vie privée.

Pour une genèse du livre, par son auteur, et pour une liste exhaustive des articles qui en parlent, voir sur le Standblog.

Déclaration de conflit d'intérêts : j'ai reçu un exemplaire gratuit de ce livre, mais il n'était pas accompagné d'une bouteille de vin, donc j'écris cet article à jeun et en toute objectivité.

Le protocole expérimental LISP a besoin d'identificateurs pour les machines qui participent à l'expérimentation. Comme les identificateurs LISP sont pris dans le même espace de nommage que les adresses IP, il était préférable d'avoir un préfixe IP spécifique. C'est désormais chose faite, avec ce RFC, qui demande et obtient le préfixe 2001:5::/32. Si vous voyez quelque chose qui ressemble à une adresse IP et qui emploie ce préfixe, c'est qu'il s'agit d'un identificateur LISP.

En effet, LISP (RFC 6830) repose sur le principe de la séparation de l'identificateur et du localisateur. Les identificateurs sont stables et servent à... identifier une machine, les localisateurs sont liés aux connexions qu'on a au réseau et servent au routage. Les deux ont la forme physique d'une adresse IP, et on ne peut donc pas les distinguer par leur syntaxe. Les identificateurs sont formellement nommés EID (Endpoint IDentifier) et c'est pour eux que 2001:5::/32 a été réservé (section 1 du RFC).

La section 3 explique les raisons de cette réservation :

• Identifier facilement le fait qu'une destination est accessible via LISP, et qu'on peut donc chercher son localisateur dans les tables de correspondance (RFC 6833). Actuellement, on ne peut pas savoir à l'avance, il faut demander au système de correspondance, peut-être pour rien.
• Ainsi, si un routeur gère à la fois des destinations LISP et non-LISP (par exemple pour faire de l'ingénierie de trafic), cela lui permettra de ne pas pénaliser le trafic non-LISP, qui pourra être transmis immédiatement.
• Si on souhaite traiter différemment le trafic LISP et le trafic non-LISP, cela dispensera d'utiliser du DPI pour le reconnaitre.
• L'avantage précédent s'applique aussi au cas où on veut filtrer/bloquer l'un des deux trafics.
• Cela facilitera la numérotation des réseaux qui sont mixtes : le ou les préfixes alloués pour l'IP traditionnel ne seront pas affectés, le réseau qui voudra faire du LISP prendra ses identificateurs dans 2001:5::/32 au lieu de devoir découper une partie de son espace d'adressage.
• Conséquence : moins de fragmentation de l'espace d'adressage, et moins de routes dans la DFZ.

D'où cette réservation d'un préfixe dédié, en suivant les règles du RFC 3692.

Les réseaux qui utiliseront ce préfixe ne doivent évidemment pas annoncer de routes dans la DFZ (section 4 du RFC), ce préfixe ne servant qu'à des identificateurs et pas aux localisateurs. Pour la communication entre un réseau LISP numéroté avec le nouveau préfixe, et un réseau IP traditionnel, il faut utiliser les techniques d'interconnexion des RFC 6832 et RFC 7215. Le préfixe complet pourra être annoncé (comme un tout, ou comme des sous-préfixes très généraux, pour ne pas surcharger la table de routage) par des routeurs d'interconnexion (section 8 du RFC). Pour les routeurs non-LISP, ce sera un préfixe comme un autre, et il n'y a aucune raison de lui appliquer un traitement particulier.

Notre RFC exige également que ce nouveau préfixe 2001:5::/32 ne soit utilisé que par configuration explicite et ne soit donc pas mis en dur dans le logiciel des routeurs, d'abord parce que LISP pourra en utiliser d'autres dans le futur, ensuite parce que des réseaux feront quand même du LISP avec leurs propres adresses.

Pourquoi un préfixe de 32 bits ? Pourquoi pas plus spécifique ou moins spécifique (cela a été une grosse discussion dans le groupe de travail) ? La section 5 donne les raisons de ce choix :

• Cela fait assez de préfixes pour le réseau de test LISP actuel (qui a environ 250 sous-préfixes /48), et pour ce qu'on peut envisager dans les prochaines années.
• C'est cohérent avec des expériences comme celle du RFC 3056.

Le préfixe 2001:5::/32 est alloué pour trois ans, ce qui est suffisant pour l'expérimentation (sections 6 et 7). À la fin de celle-ci, le préfixe sera rendu ou bien transformé en allocation permanente (qu'il faudra justifier et documenter, cf. RFC 2860, section 4.3). L'allocation, faite en octobre 2015, est notée dans le registre IANA.

L'allocation des préfixes à l'intérieur de 2001:5::/32 est décrite dans le RFC 7955.

Le RFC 7954 réservait un préfixe IP, 2001:5::/32, pour les identificateurs du protocole expérimental LISP. Ce RFC 7955 décrit les mécanismes d'allocation à l'intérieur de ce préfixe. Ils sont simples et légers : un peu de documentation et on a son sous-préfixe.

Le RIPE-NCC assure la gestion de ce préfixe. La politique d'enregistrement est simple (sections 4 et 9 de notre RFC) :

• Ce préfixe est expérimental et les allocations sont donc temporaires. N'espérez pas garder éternellement votre joli préfixe sous 2001:5::/32. Si l'expérience se termine et que le 2001:5::/32 cesse d'être utilisé, tous ses sous-préfixes disparaitront aussi.
• Les allocations doivent être renouvelées tous les ans, afin de s'assurer que le titulaire est toujours actif dans le banc de test LISP. (C'est bien un renouvellement, pas une nouvelle allocation, on conserve le même préfixe.)
• Les préfixes abandonnés ne sont pas réutilisés, autant que possible, ou alors en attendant au moins une semaine.
• Une organisation peut avoir plusieurs sous-préfixes.
• Premier arrivé, premier servi.

Quelles sont les règles que suivra le registre de 2001:5::/32 (section 5) ?

• Suivre les règles habituelles des registres d'adresses IP : collecter et archiver l'information envoyée par le titulaire, et la rendre accessible (par exemple via whois).
• Gérer les noms de domaine dans ip6.arpa correspondants au préfixe géré.
• Allouer un sous-préfixe à quiconque le demande, sous seule condition qu'il fournisse les informations demandées dans la section suivante.

La section 6, en effet, contient les informations demandées aux titulaires (ce sont à peu près les mêmes que pour obtenir un numéro d'organisation privé). On y trouve les grands classiques, nom de l'organisation qui demande, adresse, informations de contact, taille du préfixe demandé, raisons de la demande...

Comme indiqué plus haut, c'est le RIPE-NCC qui gérera le préfixe. Normalement, tout est déjà en place mais pas encore annoncé (cela sera mis en ligne après la publication du RFC).

Je suis perplexe devant ce livre. D'un côté, j'apprécie (comme Jean-Michel Planche, qui fait la postface) qu'on prenne de la hauteur par rapport aux transformations induites par le numérique, et qu'on essaie d'en parler à un large public. De l'autre, je me méfie des livres qui tentent de traiter tout en 250 pages, sautant d'un sujet à l'autre, et abusant de termes grandiloquents (mutation, digital, agilité...).

Mais le résultat n'est pas mauvais : l'auteur connaît ses sujets et, s'il se livre à quelques approximations et raccourcis, je n'ai pas trouvé de grosse erreur ridicule pour faire rire les lecteurs de mon blog. Pour donner une idée du style du livre, l'auteur parle de NTP en disant « C'est [NTP] qui permet au réseau des réseaux de battre la mesure pour que le tout fonctionne dans un même espace-temps ».

Cyril Hlakkache couvre à peu près tout ce qui a un rapport avec le numérique : Internet, la sécurité, le logiciel libre, les mégadonnées, la sous-traitance (pardon, cloud, c'est plus joli), la vie privée, la réalité virtuelle (avec Second Life ressorti des poubelles de l'histoire), l'IA, Bitcoin et le transhumanisme... Régulièrement, il dérape en se lançant dans des discours quasi-commerciaux et a-critiques, puis il corrige en reprenant un point de vue humaniste, soucieux des droits et des libertés des humains.

Globalement, c'est donc un livre que vous pouvez suggérer aux gens qui ne sont pas eux-mêmes complètement immergés dans cet univers numérique, et qui cherchent à s'informer et comprendre.

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

Pour le suivi, il existe un blog du livre.

On pourrait croire que la seule façon d'accéder à l'Internet est via un FAI commercial, géré hiérarchiquement (avec directeur, plein de sous-directeurs, etc), dont les utilisateurs paient pour bénéficier de l'accès (mais sans avoir leur mot à dire sur le fonctionnement du FAI), et disposant de grands moyens financiers et techniques. C'est certainement la vision dominante et elle arrange bien les gens des médias et des gouvernements, qui se retrouvent dans une situation connue, avec un petit nombre d'acteurs « professionnels ». Heureusement, l'Internet n'est pas comme cela : c'est une confédération de réseaux très variés, certains effectivement gérés comme indiqué plus haut, mais d'autres fonctionnant sur des modèles très différents, ayant fait des choix techniques, de gouvernance et de financement très différents et très variés. Cet excellent RFC décrit et classe les réseaux « alternatifs ».

Il a été écrit dans le cadre du groupe de recherche GAIA (Global Access to the Internet for All) de l'IRTF. GAIA vise à documenter ces déploiements « alternatifs » et à faciliter le partage d'expérience. Outre le simple rappel de l'existence de ces réseaux « alternatifs », son mérite est de proposer une taxonomie de ces réseaux (forcément imparfaite, vu leur variété) et de donner une idée de la variété des technologies qu'ils utilisent.

Ces techniques sont en effet souvent différentes de celles utilisées dans les réseaux « officiels » (mainstream). Ces réseaux « alternatifs » visent en général des situations difficiles, comme la connexion de lieux lointains, où l'argent ne coule pas à flots. À part cela, ces réseaux n'ont rien en commun, ni leur organisation, ni leurs buts. Qu'est-ce qui motive leur création ? (Au passage, le RFC fait comme si ces réseaux « alternatifs » étaient une création récente ; certains sont au contraire aussi vieux que l'Internet.) Les raisons de ces projets sont elles aussi très diverses : absence pure et simple de FAI commercial, insatisfaction vis-à-vis des FAI officiels existants, désir d'essayer quelque chose d'autre...

Passons au difficile jeu des définitions. Le RFC (section 1.1) définit le réseau « officiel » (mainstream) ainsi :

• De grande taille, par exemple à l'échelle d'un pays,
• Gestion du réseau centralisée : tout part d'en haut,
• Gros investissements dans l'infrastructure,
• Les utilisateurs sont de purs consommateurs : ils n'ont absolument pas leur mot à dire, et, la plupart du temps, ils ne reçoivent aucune information, ils ne savent pas ce qui se passe dans le réseau qu'ils utilisent.

Et les réseaux « alternatifs », comment se définissent-ils (section 1.2) ? C'est plus difficile car il en existe de nombreuses variantes :

• En général de petite taille, par exemple à l'échelle d'une région,
• La gestion du réseau n'est pas forcément centralisée,
• Les frais d'infrastructure peuvent être très répartis (les utilisateurs en paient parfois un bout, des infrastructures publiques peuvent être utilisées, etc),
• Les utilisateurs ne sont pas forcément de purs consommateurs, ils peuvent être partie prenante à la gouvernance du réseau, et/ou à son fonctionnement technique.

Ce problème des définitions est évidemment très présent dans tout le RFC. Par exemple, comment parler des pays qui ne sont pas les membres de l'OCDE (et encore, l'OCDE compte deux ou trois membres « intermédiaires ») ? Le Tiers-Monde ? Le Sud ? Les pays pauvres ? Les sous-développés ? Les « en voie de développement » ? La section 2 du RFC propose des définitions :

• Nord et Sud (« global north » et « global south ») sont utilisés pour parler, d'une part des pays riches (même si certains, comme l'Australie, sont au Sud) et des autres. Ce ne sont pas des termes parfaits mais aucun ne l'est.
• Fracture numérique : la différence d'accès à l'Internet entre les favorisés et les autres. Elle n'est pas seulement entre pays, elle peut aussi être à l'intérieur d'un pays.
• Zones « rurales » et « urbaines » : les définitions officielles vont varier selon les pays mais, en gros, il est plus difficile de convaincre les opérateurs à but lucratif de venir dans les zones à faible densité de population (zones « rurales »).
• « Réseau libre » (Free Network) : c'est un terme délicat, car politiquement chargé, mais notre RFC reprend la définition de la Free Network Foundation. Dans un réseau libre, on peut utiliser le réseau librement (la liberté s'arrêtant évidemment là où commence la liberté des autres, donc pas le droit de faire des DoS par exemple), comprendre comment il marche (pas de secrets) et on peut soi-même fournir des services au-dessus de ce réseau.

Maintenant, les cas où on déploie ces réseaux « alternatifs » (section 3 du RFC). Il y aurait actuellement 60 % de gens sur Terre sans connectivité Internet. Et la répartition est très inégale (20 % sans connexion au « Nord », 69 % au « Sud »). Parmi les facteurs qui vont intervenir :

• La disponibilité de connexions internationales (ce n'est pas tout de se connecter entre soi, il faut aussi se relier au reste du monde), et de matériel,
• Les problèmes d'alimentation électrique,
• Le contexte légal. Ici, le RFC reprend telle quelle l'idéologie répandue à l'ISOC comme quoi la régulation, c'est mal, et qu'il faut tout privatiser.

Dans les zones rurales, on a vu que c'était souvent pire. Johnson, D., Pejovic, V., Belding, E., et G. van Stam, dans leur article « Traffic Characterization and Internet Usage in Rural Africa » (In Proceedings of the 20th International Conference Companion on World Wide Web) rapportent des latences mesurées à plusieurs secondes. Les problèmes des zones rurales sont souvent cruciaux : faible revenu monétaire, manque d'infrastructures de base comme l'électricité et les routes, densité de population réduite, manque de compétences (les techniciens compétents quittent rapidement ces zones pour aller en ville), etc.

La section 4 de notre RFC s'attaque ensuite au difficile problème de la classification de ces réseaux « alternatifs ». Sur quels critères faire cette classification ? Les auteurs du RFC en trouvent cinq. D'abord, quelle organisation gère le réseau ? Un groupe plus ou moins formel d'utilisateurs ? Une collectivité publique ? Une société privée ? Un organisme de recherche ou d'enseignement ? (En France, on aurait ajouté « Une association loi 1901 ? »)

Second critère de classification, le but de la création de ce réseau : fournir un accès qui n'existerait pas du tout autrement ? Fournir une alternative bon marché ? Expérimenter et tester ? S'attaquer à d'autres problèmes de fracture numérique (comme la littératie numérique) ? Fournir un accès d'urgence suite à une catastrophe ? Ou bien un but plus politique, par exemple des mécanismes de gouvernance différents, une approche davantage « bien commun » ? Ou fournir un accès libre et neutre, contrairement à ce que font la quasi-totalité des FAI ? (Ce dernier point est présenté de manière très modérée dans le RFC qui, globalement, évite de parler des choses qui fâchent, comme la politique.)

Bien sûr, un réseau alternatif peut avoir plusieurs de ces mobiles. Et ceux-ci peuvent être plus ou moins explicites, et ils évoluent dans le temps. Le réseau Redhook avait commencé plutôt comme outil local, avant de devenir le seul réseau à fonctionner après Sandy.

Un autre critère, proche du premier, est celui du modèle de gouvernance : très ouvert, avec une participation active des utilisateurs, ou bien plus traditionnelle, avec une organisation centrale qui s'occupe de tout ? (On peut avoir un réseau qui est la propriété d'un groupe d'utilisateurs mais qui, en pratique, est géré par une petite organisation structurée.)

Autre critère, qui va plaire aux techniciens, quelles sont les techniques employées dans ce réseau ? Wi-Fi traditionnel ? Wi-Fi modifié pour les longues distances (WiLD) ? WiMAX ? Espaces blancs de la télévision (cf. RFC 7545) ? Satellite comme dans le projet RIFE ? Voire des fibres optiques terrestres ?

Enfin, dernier critère de classification, le contexte : zone rurale ou urbaine, Nord ou Sud.

Avec ces critères, on peut maintenant procéder à la classification (section 5 du RFC). Notre RFC distingue (un peu arbitrairement) six catégories, caractérisées par les réponses à ces cinq critères. Première catégorie, les réseaux d'un groupe local (community networks). Géré par un groupe de citoyens proches, ils ont typiquement un fonctionnement très ouvert et participatif. Leur croissance est en général non planifiée et non organisée : les premiers membres se connectent puis d'autres volontaires les rejoignent. Le mécanisme de décision est la plupart du temps très décentralisé. En général, ils utilisent le Wi-Fi et chaque membre contribue donc à la croissance du réseau « physique » sous-jacent. Plusieurs exemples de tels réseaux sont décrits dans l'article de Braem, B., Baig Vinas, R., Kaplan, A., Neumann, A., Vilata i Balaguer, I., Tatum, B., Matson, M., Blondia, C., Barz, C., Rogge, H., Freitag, F., Navarro, L., Bonicioli, J., Papathanasiou, S., et P. Escrich, « A case for research with and on community networks », et une analyse technique détaillée d'un réseau d'un groupe local figure dans Vega, D., Baig, R., Cerda-Alabern, L., Medina, E., Meseguer, R., et L. Navarro, « A technological overview of the guifi.net community network ».

Seconde catégorie, les WISP (Wireless Internet Service Providers). Cette fois, le réseau est géré par une société traditionnelle, mais il est « alternatif » par le public visé (typiquement des régions rurales mal desservies, où l'infrastructure est minimale, et où les FAI traditionnels ne vont pas). C'est par exemple le cas de la société Airjaldi en Inde, ou d'EveryLayer.

Troisième catégorie de réseaux alternatifs, l'infrastructure partagée (Shared Infrastructure model). L'infrastructure du réseau est partagée entre un opérateur traditionnel et les utilisateurs. C'est le cas lorsque les utilisateurs détiennent le matériel (par exemple femtocell) mais que la gestion est assurée par un FAI. Les utilisateurs sont payés, soit directement par le FAI qui leur loue l'infrastructure, soit indirectement par l'accès à l'Internet qu'ils obtiennent via ce FAI. Dans pas mal de régions rurales dans le monde, la 3G a été déployée ainsi, via les femtocells. Prévue à l'origine pour fournir une meilleure couverture dans les bâtiments, cette technologie peut aussi être utilisée pour fournir des accès aux téléphones mobiles sans que l'opérateur ait eu à supporter de gros investissements.

Un exemple d'infrastructure partagée est le projet TUCAN3G, en utilisant WiLD Ce projet est décrit par Simo-Reigadas, J., Morgado, E., Municio, E., Prieto-Egido, I., et A. Martinez-Fernandez dans « Assessing IEEE 802.11 and IEEE 802.16 as backhaul technologies for rural 3G femtocells in rural areas of developing countries » et par Simo-Reigadas, J., Municio, E., Morgado, E., Castro, E., Martinez-Fernandez, A., Solorzano, L., et I. Prieto- Egido dans « Sharing low-cost wireless infrastructures with telecommunications operators to bring 3G services to rural communities ».

Autre catégorie possible, les approches « foule de volontaires » (Crowdshared approaches) où des utilisateurs qui ne se connaissent pas forcément mettent la main au portefeuille pour participer à un projet commun, qui sera géré par une une société ou par eux-mêmes. Typiquement, les utilisateurs mettent à la disposition de tous une partie de leur capacité réseau, et l'entité qui gère le réseau est une simple coordination, elle ne possède rien. C'est ce que promeut le mouvement OpenWireless. Parmi les exemples, on peut citer des sociétés comme FON, les projets municipaux comme décrit dans l'article de Heer, T., Hummen, R., Viol, N., Wirtz, H., Gotz, S., et K. Wehrle, « Collaborative municipal Wi-Fi networks- challenges and opportunities », ou les réseaux Wi-Fi de Sathiaseelan, A., Crowcroft, J., Goulden, M., Greiffenhagen, C., Mortier, R., Fairhurst, G., et D. McAuley, « Public Access WiFi Service (PAWS) ».

Il y a aussi des réseaux montés par des coopératives en milieu rural, ce qui forme la cinquième catégorie identifiée. Ce genre de coopératives fournissant un service local est courant et ancien. Le RFC cite l'exemple des États-Unis où l'électricité en milieu rural est souvent fournie ainsi, et ce depuis les années 1930. Ces coopératives peuvent même passer leurs propres fibres optiques (« CO-MO'S D.I.Y. model for building broadband »). Des partenariats sont possibles avec ceux qui fournissent d'autres services que l'Internet, comme l'électricité dans l'exemple ci-dessus. Deux exemples sont donnés dans l'article de Mitchell « Broadband at the Speed of Light: How Three Communities Built Next-Generation Networks » ou dans le guide « Broadband Guide for Electric Utilities ».

Enfin, dernière catégorie de réseau alternatif, ceux créés à des fins de recherche. Par exemple, le réseau est créé par une université pour explorer une technique et/ou des usages (comme Bernardi, B., Buneman, P., et M. Marina, « Tegola tiered mesh network testbed in rural Scotland »).

Après cette catégorisation des réseaux alternatifs, penchons-nous sur les technologies utilisées (section 6 du RFC). Le cas de réseaux filaires est rare mais existe (comme à Lowenstedt ou dans certains endroits de Guifi.net). La plupart du temps, les réseaux alternatifs utilisent l'hertzien. Les normes techniques en œuvre sont en général celles du groupe IEEE 802.

La plus connue est évidemment Wi-Fi (802.11). Mais on trouve aussi du GSM (une norme ETSI) par exemple dans un village mexicain ou dans le projet Village Base Station. Il y a même du GSM en logiciel libre, dans les projets OpenBTS ou OpenBSC. Ces projets sont en train de migrer vers des technologies plus rapides (mais, ce que le RFC oublie de dire, bien moins libres, notamment car pourries de brevets) comme la 4G.

On a signalé plus haut que certains réseaux peuvent utiliser les espaces blancs laissés par la télévision, découvrant les fréquences utilisables via une base de données (RFC 7545) ou bien en regardant le trafic existant pour voir si l'espace est vraiment blanc.

Le Wi-Fi est limité en portée, et certains réseaux utilisent des techniques plus adaptées aux longues distances comme WiMAX (IEEE 802.16) ou bien 802.22, qui utilise justement ces espaces blancs.

Et dans les couches au-dessus de ces couches 1 et 2, quelles techniques utilisent les réseaux alternatifs ? La section 7 du RFC décrit rapidement les divers choix. D'abord, la couche 3. La plupart des réseaux n'utilisent qu'IPv4 et, ne pouvant pas obtenir suffisamment d'adresses IP des RIR sans gros efforts, se limitent aux adresses IP privées du RFC 1918. (Avant l'épuisement des adresses IPv4, obtenir des adresses des RIR était plus simple que beaucoup de gens ne le croyaient, mais il fallait quand même se taper une bureaucratie complexe et des règles difficiles.)

Pour la plupart des réseaux alternatifs, IPv6 était déjà normalisé depuis longtemps lorsqu'ils ont démarré leur projet. Mais peu l'utilisent (ninux.org est une exception), probablement essentiellement par ignorance. (Le questionnaire « Questionnaire based Examination of Community Networks » incluait des questions sur IPv6).

Pour le routage, les choix dépendent souvent de la structure du réseau alternatif. Certains sont de type mesh, avec peu ou pas d'autorité centrale, d'autres sont plus structurés. Il y a donc des protocoles de routage traditionnels comme OSPF (le RFC cite aussi BGP, ce qui me surprend pour un réseau alternatif).

Mais il y a aussi des protocoles prévus pour des réseaux moins structurés, comme ceux utilisés dans les MANET. On peut trouver de l'OLSR (RFC 3626), parfois dans des versions modifiées (ce qui est le cas de http://olsr.org/), ou parfois sa récente version 2 (RFC 7181). D'autres réseaux utilisent du BATMAN. Le RFC cite l'excellent Babel (RFC 8966) mais n'indique pas s'il est très employé sur le terrain (il semble moins connu, dans un milieu où l'information circule mal).

Et la couche au-dessus, la couche transport ? L'un des problèmes que doit traiter cette couche est celui de la congestion : il faut assurer le partage de la capacité réseau entre plusieurs acteurs. Dans les réseaux alternatifs, pas forcément gérés centralement, et aux frontières pas toujours nettement délimitées, le défi est encore plus important. Il peut donc être intéressant d'enourager des protocoles « raisonnables » (RFC 6297), qui cèdent le pas systématiquement aux autres protocoles, afin que les activités non-critiques ne rentrent pas en compétition avec le trafic « important ».

Enfin, les utilisateurs ne s'intéressent typiquement qu'à une seule chose, les services, et il est donc utile de se demander ce que ces réseaux alternatifs proposent. Il y a bien sûr tous les services de base, notamment le Web. Certains services très répandus (vidéo haute définition, par exemple), peuvent être très coûteux pour les ressources souvent limités du réseau alternatif. Leur utilisation peut donc être restreinte. Et il y a aussi des services spécifiques des réseaux alternatifs : des VPN comme IC-VPN, des portails d'intérêt local comme Tidepools, des télévisions ou radios locales, des systèmes de relais de VoIP pour permettre des appels bon marché, des réseaux de capteurs permettant de la citizen science, etc.

Voilà, c'est terminé, cet article était long mais le RFC est plus long encore, et il se termine par une impressionnante bibliographie dont je n'ai cité que quelques extraits : plein de choses passionnantes à lire.

Ce RFC fait partie de la série qui normalise les interactions entre un CDN amont (celui choisi par le client) et un CDN aval (celui auquel, pour une raison ou pour une autre, une partie du trafic est délégué). Il traite la question de la journalisation : comment est-ce que le CDN aval remonte au CDN amont le journal d'activité ?

Cette idée d'interconnexion standard des CDN est expliquée dans le RFC 6707, le cadre général est dans le RFC 7336, dont la section 4.4 identifie le besoin d'un mécanisme de journalisation, et le cahier des charges est dans le RFC 7337, la journalisation étant couverte dans sa section 8.

Notre nouveau RFC décrit d'abord (section 2) le modèle de la journalisation. Certains des aspects de celle-ci (comme la possibilité pour le CDN amont de configurer ce que le CDN aval va journaliser ou pas) sont considérés comme hors-sujet. Dans le modèle, la seule activité normalisée est la remontée des journaux depuis le CDN aval. Cela permettra au CDN amont de faire de jolies statistiques, de payer son CDN aval selon son activité, etc.

Après, on descend dans le concret : la section 3 décrit le format des journaux. Il est très inspiré du format ELF. Un fichier journal est composé d'enregistrements, chacun composé de champs. Voici un exemple d'une requête HTTP (où <HTAB> désigne une tabulation horizontale) :

2013-05-17<HTAB>00:39:09.145<HTAB>15.32<HTAB>FR/PACA/NCE/06100<HTAB>GET<HTAB>http://cdni-ucdn.dcdn-1.example.com/video/movie118.mp4<HTAB>HTTP/1.1<HTAB>200<HTAB>15799210<HTAB>"Mozilla/5.0 (Windows; U; Windows NT 6.0; en-US) AppleWebKit/533.4 (KHTML, like Gecko) Chrome/5.0.375.127 Safari/533.4"<HTAB>"host1.example.com"<HTAB>1

    

Mais attention en lisant cet exemple, le format effectif peut être modifié par des directives placées au début du fichier. (La liste des directives figure dans un registre IANA.)

Le fichier journal peut être transmis par divers protocoles (sections 4 et 5 du RFC) mais celui décrit dans ce RFC est fondé sur Atom (RFC 4287). Le CDN aval publie un flux Atom où le CDN amont trouvera les noms des fichiers à télécharger, a priori en HTTP (et même plutôt HTTPS puisque ces journaux sont confidentiels, cf. section 7.3).

Ce nouveau RFC spécifie le comportement des serveurs de routes des points d'échange Internet. Un serveur de route collecte avec BGP les routes envoyées par ses pairs et les redistribue. Cela nécessite quelques ajustements du protocole BGP, expliqués ici. Un autre RFC, le RFC 7948, décrit le côté opérationnel.

Un point d'échange Internet connecte un certain nombre d'acteurs (opérateurs, hébergeurs, FAI, etc) à un réseau commun, en général au niveau de la couche 2, et avec Ethernet. Chacun de ces acteurs gère son ou ses routeurs, connecté au·x commutateur·s commun·s. Pour savoir à quel pair envoyer des paquets IP, ces routeurs ont besoin de s'informer mutuellement des préfixes IP qu'ils gèrent. Cela se fait avec le protocole BGP (RFC 4271).

Si le point d'échange rassemble N acteurs, connecter tout le monde nécessiterait N*(N-1)/2 sessions BGP. À chaque fois qu'un participant arriverait, il faudrait qu'il négocie N-1 accords de peering. Et, en fonctionnement quotidien, il devrait superviser N-1 sessions BGP. L'idée de base du serveur de routes est d'introduire un intermédiaire (le serveur de routes, route server), qui reçoit les routes de chacun et les redistribue à tous. Ainsi, il n'y a qu'une seule session BGP à établir, avec le serveur de routes. Il est en général géré par l'opérateur du point d'échange. (Sur la plupart des points d'échange, l'usage de ce serveur de routes n'est pas obligatoire, et il y a donc également des sessions BGP directes entre les participants, pour des raisons variées.)

Le serveur de routes parle BGP avec ses pairs (les routeurs des participants au point d'échange) mais lui-même n'est pas un routeur : il ne transmet pas les paquets IP. Il travaille sur le plan de contrôle, pas sur celui des données.

Un serveur de routes est donc très proche d'un réflecteur (RFC 4456). La différence est que le réflecteur de routes travaille à l'intérieur d'un AS (protocole iBGP), alors que le serveur de routes travaille entre AS différents (protocole eBGP).

Un serveur de routes ressemble aussi à un collecteur de routes, comme ceux du RIS. La différence est que le collecteur ne redistribue pas d'information à ses pairs BGP, il collecte des données, pour analyse, affichage, etc.

La section 2 du RFC forme le cœur de ce document. Elle rassemble les modifications du protocole BGP qui sont nécessaires pour le bon fonctionnement du serveur de routes. D'abord, le serveur ne doit pas modifier sans bonne raison les annonces qu'il reçoit : son but est de distribuer de l'information, pas de la bricoler. Le RFC demande ainsi que les attributs BGP bien connus (comme AS_PATH) ne soient pas modifiés, sauf très bonne raison. Ainsi, l'attribut NEXT_HOP qui indique l'adresse IP du routeur à qui faire suivre les paquets, ne doit pas être changé (ce que demandait la section 5.1.3 du RFC 4271) : le serveur de routes n'est pas un routeur, c'est à l'annonceur original qu'il faut transmettre les paquets. Idem pour AS_PATH cité plus haut : le serveur de routes ne doit pas mettre son propre numéro d'AS dans le chemin. De même, MULTI_EXIT_DISC (qui sert à choisir entre plusieurs routeurs d'un même AS voisin) doit être propagé aux clients du serveur de routes (normalement, il n'est pas propagé aux autres AS). Et, enfin, les communautés BGP (RFC 1997) indiquées dans une annonce ne doivent pas être changées, sauf évidemment si elles sont destinées au serveur de routes lui-même. On trouve des exemples de communautés destinées au serveur de routes dans la documentation du serveur de routes d'AMS-IX ou bien dans celle de celui de Netnod, alors que celle de France-IX se trouve dans un objet RIPE. Il y a aussi des serveurs de routes (comme ceux du France-IX qui étiquettent les annonces apprises avec une communauté indiquant où la route a été apprise (dans quel POP.)

Par défaut, toutes les routes de tous les clients sont distribuées à tous les autres clients. C'est le but d'un serveur de routes. Mais on peut souhaiter parfois une certaine restriction à cette redistribution. Cela peut être mis en œuvre par le serveur de routes (puisque le routeur original de l'annonce parle au serveur de routes, pas au client final). Idéalement, le serveur de routes devrait donc maintenir une base de routes, et un processus de décision BGP, pour chacun de ses clients. Cela permet de coller au mode de fonctionnement normal de BGP. Et cela ne nécessite aucun changement chez les clients. Mais c'est plus coûteux en ressources pour le serveur de routes. (Pour BIRD, voir l'option secondary, qui réduit l’usage mémoire et CPU de manière importante, expliquée dans cet exposé.)

Les autres solutions à ce problème d'un filtrage par client nécessitent des extensions à BGP, comme le Diverse path du RFC 6774 ou comme la future option ADD-PATH.

L'annexe de ce RFC consacrée aux remerciements résume un peu d'histoire des serveurs de routes. La première description de ce système date de 1995, dans le RFC 1863 (depuis reclassé comme « d'intérêt historique seulement », cf. RFC 4223).

Plusieurs mises en œuvre de serveurs de route existent évidemment, conformes à ce RFC. C'est par exemple le cas chez Cisco, BIRD et Quagga (voir le rapport technique sur ces programmes).

Merci à Arnaud Fenioux pour sa relecture et ses ajouts et corrections.

Les points d'échange Internet sont un des maillons essentiels du bon fonctionnement de l'Internet, permettant des connexions faciles et relativement bon marché entre opérateurs. Une fois physiquement connecté au point d'échange, l'opérateur Internet doit encore établir une connexion BGP (RFC 4271) avec ses pairs. Si ceux-ci sont nombreux, établir N connexions bilatérales représente un coût administratif important. Il est souvent préférable d'établir une seule connexion multilatérale, par l'intermédiaire d'un serveur de routes (route server). Celui-ci récolte les annonces BGP de tous ses pairs et les redistribue. Ainsi, il suffit à l'opérateur d'une seule connexion, avec le serveur de routes. Ce nouveau RFC documente les questions opérationnelles liées aux serveurs de routes.

Le principe et le fonctionnement d'un serveur de routes sont expliqués dans le RFC 7947, produit par un autre groupe de travail IETF. Ce RFC 7948 se consacre aux détails opérationnels. Un serveur de routes est l'équivalent, pour le BGP externe (eBGP) de ce qu'est un « réflecteur de routes » (route reflector, RFC 4456) pour le BGP interne (iBGP). Le serveur de routes, lorsqu'il existe, est un composant crucial du point d'échange. Par exemple, s'il tombe en panne, les sessions BGP sont coupées, les annonces retirées et, même si les commutateurs et le réseau du point d'échange continuent à fonctionner, plus aucun trafic ne passe (à part si des sessions BGP bilatérales existent également). D'où l'importance d'une bonne gestion de ce composant.

Les sections 2 et 3 de notre RFC rappelent la différence entre sessions BGP bilatérales et multilatérales à un point d'échange. Si on ne fait que des sessions bilatérales (pas de serveur de routes), avec seulement quatre routeurs BGP sur le point d'échange, il faudra six sessions BGP pour une connectivité complète. Avec dix routeurs, il en faudrait quarante-cinq ! Établir, superviser et maintenir toutes ces sessions représente du travail. Les sessions multilatérales, via un serveur de routes, sont une bien meilleure solution. Avec dix routeurs au point d'échange, il n'y a plus besoin que de dix sessions BGP, chacun des dix routeurs ne faisant que BGP qu'avec le serveur de routes.

Le serveur de routes doit juste veiller à ne pas toucher à l'attribut BGP NEXT_HOP (RFC 4271, section 5.1.3), qui ne doit pas indiquer le serveur de routes, mais le routeur qui a annoncé la route (le serveur de routes n'est pas un routeur, et ne fait pas de transmission du trafic IP). Pour le point d'échange typique, il n'y a pas besoin de faire de la résolution récursive (utiliser un protocole de routage pour trouver comment joindre le routeur suivant) du NEXT_HOP : tous les routeurs sont sur le même réseau L2 et sont donc joignables directement. Par exemple, si je regarde le looking glass du France-IX et que lui demande les routes vers 194.0.9.0/24, il me montre :

194.0.9.0/24       via 37.49.236.20 on eth1 [RS1_PAR 2016-08-11 from 37.49.236.250] * (100) [AS2484i]
                   via 37.49.236.21 on eth1 [RS1_PAR 2016-08-11 from 37.49.236.250] (100) [AS2486i]
...

(L'AFNIC est connectée sur deux points de présence de ce point d'échange, d'où les deux routeurs.) Les NEXT_HOP sont les adresses des routeurs dans le point d'échange, 37.49.236.0/23.

La section 4, le gros morceau de notre RFC, décrit ensuite divers points que le serveur de routes doit garder en tête, pour faire un bon travail.

D'abord, le cas où on n'envoie pas exactement les mêmes informations à tous les clients. Sauf si le client BGP coopère, cela implique que le serveur garde une base des routes par groupe de clients, un groupe étant composé de tous les clients pour qui on applique la même politique de filtrage. Attention, cela consomme pas mal de mémoire (autant de base que de groupes) et de processeur (il faut faire tourner les algorithmes de sélection BGP pour tous les groupes) mais heureusement, en pratique, on utilise rarement ces politiques différentes. Traiter tous les clients de la même façon permet de garder une consommation de ressources raisonnable.

Qu'en est-il du risque de fuite de préfixes ? Si un routeur connecté au serveur de routes fuit et envoie, par exemple, la totalité de la DFZ au serveur de routes, celui-ci va-t-il transmettre tous ces préfixes à ses infortunés clients ? Cela serait très ennuyeux car tout le trafic partirait alors vers le routeur fautif, qui ne serait peut-être pas capable de le gérer. Il est donc très recommandé que le serveur de routes prenne des précautions contre les fuites. Au minimum, imposer un nombre maximal de préfixes à chaque client, et, idéalement, filtrer les préfixes autorisés pour chaque client. C'est moins grossier que la simple limite quantitative, mais c'est aussi plus dur à maintenir (on ne peut pas espérer que tous les clients tiennent à jour leurs préfixes dans les IRR...). Il est certainement préférable que les administrateurs des clients et du serveur de routes regardent le journal de leur routeur pour repérer les différences entre ce qui est théoriquement annoncé et ce qu'il l'est réellement.

Question fiabilité, notre RFC recommande que le serveur de routes soit redondant : s'il n'est composé que d'une seule machine, et qu'elle plante, le point d'échange ne servira plus. Il faut donc au moins deux machines, et prendre soin qu'elles soient configurées de manière à annoncer les mêmes routes. (C'est trivial si les machines sont identiques, il suffit qu'elles aient la même configuration, cela l'est moins si, pour augmenter la redondance, on choisit des machines ayant des logiciels différents.)

Autre précaution à prendre, côté client, ne pas vérifier que le chemin d'AS est cohérent. Par exemple, le serveur de routes ne va pas mettre son propre AS tout à gauche du chemin d'AS (RFC 7947, section 2.2.2) et le client ne doit donc pas vérifier que son pair, le serveur de routes, a un chemin d'AS incluant l'AS du pair BGP.

Comment contrôler l'exportation des routes vers certains clients ? La section 4.6 liste plusieurs méthodes :

• Demander aux clients d'étiqueter les routes avec une communauté ordinaire (RFC 1997) ou bien une communauté étendue (RFC 4360). Attention, la taille limitée des valeurs des communautés ne permet pas d'y mettre deux numéros d'AS si ceux-ci sont sur quatre octets (RFC 4893). Comme exemple, regardez la politique des communautés BGP au France-IX.
• Utiliser les politiques de distribution exprimées en RPSL (RFC 2622) dans les IRR.
• Utiliser un IRR local au point d'échange, avec son interface spécifique pour y enregistrer des politiques. Cette posibilité est mentionnée par le RFC, mais quelqu'un connait un point d'échange qui fonctionne comme cela ? (Peut-être VIX et AMS-IX, à vérifier.)

On a vu que la grande majorité des points d'échange travaillaient au niveau 2. Normalement, toute machine connectée au réseau du point d'échange peut donc joindre n'importe quelle autre. Mais, en pratique, on a déjà vu des bogues dans un commutateur qui menaient à des communications non transitives. Par exemple, les routeurs A et B peuvent tous les deux joindre le serveur de routes mais ne peuvent pas se joindre mutuellement. Dans ce cas, A reçoit bien les routes de B (et réciproquement) mais, lorsqu'il essaie de transmettre des paquets à B, ceux-ci finissent dans un trou noir. Ce problème est spécifique aux serveurs de route : lorsqu'on a une connexion bilatérale, les paquets de contrôle (ceux envoyés en BGP) suivent en général le même chemin que ceux de données (les paquets IP transmis) et partagent donc le même sort, bon ou mauvais.

La solution à ce problème passe peut-être par des solutions comme BFD (RFC 5881), pour tester la connectivité entre les deux routeurs. Mais BFD nécessite une configuration bilatérale entre les deux routeurs et il n'existe actuellement aucun protocole pour faire cette configuration automatiquement. On retombe donc dans les problèmes de configuration manuelle d'un grand nombre de connexions bilatérales. Même si un protocole de configuration automatique existait, il resterait le problème d'informer le serveur de routes. En effet, un échec BFD indiquerait à A qu'il ne peut pas joindre B, et lui ferait marquer les routes vers B comme invalides mais le serveur de routes, n'étant pas au courant, continuerait à n'envoyer à A que la route invalide (un pair BGP ne transmet que la meilleure route vers une destination donnée).

Dernier piège, le détournement de NEXT_HOP. On a vu que le fonctionnement normal d'un serveur de routes est de ne pas se mettre comme « routeur suivant » mais au contraire de relayer aveuglément les NEXT_HOP indiqués en BGP par ses clients. Un client malveillant pourrait annoncer des routes au serveur de routes en indiquant comme « routeur suivant » le routeur d'un concurrent, pour lui faire acheminer son trafic, par exemple ou, pire, pour faire une attaque par déni de service en annonçant des préfixes très populaires avec le concurrent comme routeur suivant. Contrairement au problème précédent, celui-ci n'est pas spécifique aux serveurs de route, il existe aussi avec des sessions BGP bilatérales. Mais il peut faire davantage de dégâts lorsqu'on utilise un serveur de routes, tous les clients croyant l'annonce mensongère. Pour empêcher cela, il faudrait que les serveurs de route vérifient que l'attribut BGP NEXT_HOP corresponde à l'adresse IP du client. (Les clients ne peuvent pas faire ce test, ils doivent croire le serveur de routes, qui annonce des NEXT_HOP qui ne sont pas son adresse IP.)

Et pour finir, une sortie complète du looking glass du route server du France-IX concernant un serveur racine du DNS, M.root-servers.net (et, au passage, attention en anglais à ne pas confondre route server et root server) :

RS1 show route for 202.12.27.33/32 all - View the BGP map

202.12.27.0/24     via 37.49.237.106 on eth1 [RS1 2015-08-21 from 37.49.236.250] * (100) [AS7500i]
	Type: BGP unicast univ
	BGP.origin: IGP
	BGP.as_path: 7500
	BGP.next_hop: 37.49.237.106
	BGP.med: 500
	BGP.local_pref: 100
	BGP.atomic_aggr: 
	BGP.aggregator: 192.50.45.1 AS7500
	BGP.community: (51706,51706) (51706,64601) (51706,64650)

Les pages de présentation de quelques serveurs de route :

• Celle de Netnod,
• Celle d'AMS-IX, avec des exemples de configuration pour certains routeurs,
• Et l'exposé d'Arnaud Fenioux au FRnog.

Merci à Arnaud Fenioux pour sa relecture et ses ajouts et corrections.

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

Cela donne une idée de la vitesse des processus ICANN, organisation qui produit beaucoup de papier. Notez que ce nouveau RFC documente l'existant, déjà mis en œuvre, et ne prétend pas décrire la meilleure méthode. Notez aussi que ce format et cette méthode de distribution pourraient changer à l'avenir.

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

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

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

La gestion de la clé de la racine par l'ICANN est décrite dans leur DNSSEC Practice Statement.

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

La section 2 du RFC décrit le format des clés publiées par l'IANA. Les trois formats, en fait :

• Un fichier XML contenant les condensats des clés, utilisant le format de présentation du RFC 4034. Leur syntaxe formelle est exprimé en Relax NG, le schéma est en section 2.1.1 du RFC.
• Des certificats PKIX (RFC 5280),
• Des CSR au format PKCS#10 (RFC 2986).

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

<TrustAnchor id="AD42165F-3B1A-4778-8F42-D34A1D41FD93" source="http://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.xml">
 <Zone>.</Zone>
 <KeyDigest id="Kjqmt7v" validFrom="2010-07-15T00:00:00+00:00">
  <KeyTag>19036</KeyTag>
  <Algorithm>8</Algorithm>
  <DigestType>2</DigestType>
  <Digest>
  49AAC11D7B6F6446702E54A1607371607A1A41855200FD2CE1CDDE32F24E8FB5
  </Digest>
 </KeyDigest>
</TrustAnchor>

    

L'élément <KeyTag> indique l'identifiant de la clé, actuellement 19036, comme on peut le voir avec dig :

      
% dig +multi +nodnssec DNSKEY .
...
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 2, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
.			147724 IN DNSKEY 257 3 8 (
				AwEAAagAIKlVZrpC6Ia7gEzahOR+9W29euxhJhVVLOyQ
				bSEW0O8gcCjFFVQUTf6v58fLjwBd0YI0EzrAcQqBGCzh
                                ...
				) ; KSK; alg = RSASHA256; key id = 19036
...

    

L'attribut id de l'élément <KeyDigest> sert à identifier un condensat particulier, et est utilisé pour nommer les autres fichiers. Par exemple, le certificat PKIX va se trouver dans le fichier Kjqmt7v.crt.

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

    
.  IN   DS   19036  8   2  49AAC11D7B6F6446702E54A1607371607A1A41855200FD2CE1CDDE32F24E8FB5

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

Quant aux certificats, ils sont encodés en DER et signés par l'ICANN et leur champ SubjectPublicKeyInfo est la clé publique DNSSEC. Voici ce qu'en voit OpenSSL :

% openssl x509 -text -inform DER -in Kjqmt7v.crt 
Certificate:
    Data:
        Version: 3 (0x2)
        Serial Number: 7 (0x7)
    Signature Algorithm: sha256WithRSAEncryption
        Issuer: O=ICANN, CN=ICANN DNSSEC CA/emailAddress=dnssec@icann.org
        Validity
            Not Before: Jun 11 18:43:20 2014 GMT
            Not After : Jun 10 18:43:20 2017 GMT
        Subject: O=ICANN, OU=IANA, CN=Root Zone KSK 2010-06-16T21:19:24+00:00/1.3.6.1.4.1.1000.53=. IN DS 19036 8 2 49AAC11D7B6F6446702E54A1607371607A1A41855200FD2CE1CDDE32F24E8FB5
        Subject Public Key Info:
            Public Key Algorithm: rsaEncryption
	    ...
            X509v3 extensions:
            X509v3 Basic Constraints: critical
                CA:FALSE
            X509v3 Authority Key Identifier: 
                keyid:8F:B2:42:69:C3:9D:E4:3C:FA:13:B9:FF:F2:C0:A4:EF:D8:0F:E8:22
            X509v3 Subject Key Identifier: 
                41:1A:92:FA:1B:56:76:1E:62:2B:71:CD:1A:FD:BB:43:99:5F:09:C9
    Signature Algorithm: sha256WithRSAEncryption
    ...
    

Comment récupérer le fichier XML de manière à être sûr de son authenticité ? C'est ce que spécifie la section 3 du RFC : on utilise HTTPS. L'URL est https://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.xml.

Une autre solution (section 4) est de le récupérer en HTTP et de le vérifier avec une des signatures fournies : l'une est en CMS (RFC 5652) - son URL est https://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.p7s, l'autre est en PGP (RFC 4880) - son URL est https://data.iana.org/root-anchors/root-anchors.asc. Cette signature PGP devrait être abandonnée à l'avenir.

Pour les amateurs d'histoire, l'annexe A rappelle que la clé actuelle, la 19036, a été générée au cours d'une cérémonie à Culpeper, le 16 juin 2010. Elle a été publiée dans le DNS pour la première fois le 15 juillet 2010.

Sinon, l'ISOC a écrit un bon article sur ce RFC, moins technique.

Un certain nombre de fonctions administrativo-politico-techniques dans l'Internet sont assurées par un service nommé l'IANA (Internet Assigned Numbers Authority). Cela va du spectaculaire (l'instruction des demandes d'ajout ou de suppression des TLD) jusqu'au routinier (la gestion des innombrables registres techniques que l'IANA maintient pour le compte de l'IETF). L'IANA est un service de l'ICANN et l'ICANN est sous tutelle du gouvernement états-unien pour effectuer ce travail, dit « fonction IANA ». Le gouvernement états-unien a annoncé en 2014 qu'il envisageait peut-être dans le futur de diminuer la dépendance de l'ICANN et a demandé, en attendant, aux parties intéressées, de soumettre des propositions. L'ICANN, toujours ravie qu'on propose des discussions et des réunions, a créé le ICG (IANA stewardship transition Coordination Group) qui a à son tour sollicité des commentaires. Ce nouveau RFC est la réponse de l'IETF à cet appel, ne concernant que la gestion des registres techniques. La gestion des noms de domaine et des adresses IP, bien plus politicienne et bien plus brûlante (surtout pour les noms de domaine) n'y figure pas. Voici donc « la position de l'IETF concernant l'avenir de la gestion des registres IANA, dans l'hypothèse où le gouvernement états-unien relâcherait son emprise ». Pour résumer cette position : la gestion des registres des paramètres des protocoles fonctionne actuellement bien et, quelles que soient les manœuvres autour de l'évolution du rôle du gouvernement US, il ne faut pas la changer. Ce RFC a été terminé en janvier 2015 mais n'est publié que maintenant, après l'approbation du plan de transition par l'ICANN en mars 2016 à sa réunion de Marrakech, et après l'accord du gouvernement états-unien en août.

L'agence du gouvernement états-unien chargée de superviser l'ICANN se nomme NTIA, dépendant du ministère du commerce (notez la vision de l'Internet que cela implique). Notez que cette supervision n'est pas le seul levier direct de ce gouvernement sur la gestion de ressources critiques de l'Internet. Il y a aussi la gestion de la racine du DNS, effectuée via Verisign. En mars 2014, génée par les révélations de Snowden, la NTIA a annoncé un projet d'évolution du statut de l'ICANN, passant du gouvernement états-unien à quelque chose de nouveau, encore à discuter. La NTIA a posé ses conditions (par exemple que le quelque chose de nouveau ne devait pas être multi-gouvernemental), et annoncé que, s'il n'y avait pas de plan satisfaisant (satisfaisant pour la NTIA) proposé, le projet serait abandonné ou redéfini.

C'est là qu'a été créé l'ICG (IANA Stewardship Coordination Group) dont la charte figure en annexe B de ce RFC. C'est cet ICG qui a émis l'appel aux commentaires (qui figure en annexe C du RFC). Cet appel demande entre autre de préciser si les réponses concernent la partie « noms de domaine », la partie « adresses IP » ou bien la partie « paramètres des protocoles » du travail de l'IANA (ce RFC concerne la troisième partie). Les réponses sont disponibles en ligne.

La section 2 de ce RFC est la réponse formelle de l'IETF, suivant le plan de l'appel à commentaires de l'ICG. D'abord, l'IETF répond à la question « l'IANA sert à quoi, pour vous ? » Bien des protocoles conçus ou gérés par l'IETF ont besoin de registres pour des paramètres du protocole. Par exemple, le protocole HTTP (RFC 7231) a des codes de retour des opérations (comme le célèbre 404) qui sont stockés à l'IANA. Ajouter un tel code (par exemple 451 pour « contenu censuré ») ne nécessite donc pas de modifier la norme HTTP. Ou bien, pour prendre un exemple nettement moins connu, le protocole PCP (RFC 6887) dispose d'un certain nombre d'options, qui ne sont pas fixées une fois pour toutes dans la norme mais sont notées dans un registre IANA, ce qui permet d'en ajouter facilement de nouvelles.

Pour que l'Internet fonctionne, il faut que ces paramètres des protocoles soient utilisés de la même manière par tous. Par exemple, cela signifie que les développeurs de logiciels Internet doivent utiliser les mêmes registres, en l'occurrence, ceux de l'IANA. Ainsi, un serveur HTTP peut renvoyer le code 403 en sachant bien que cela sera interprété par tous les clients comme signifiant « Accès interdit », car le code 403 figure dans le registre IANA avec cette définition. Ce rôle de l'IANA pour l'IETF est documenté dans le RFC 5226.

L'IANA gère également le TLD .arpa, qui est considéré comme un des registres de paramètres (RFC 3172).

Ce travail de l'IANA pour le compte de l'IETF est effectué en application du RFC 2860 (voir aussi ses déclinaisons concrètes), qui est le « contrat » entre les deux activités.

La question suivante est « qui êtes-vous ? » L'IETF se présente donc, SDO internationale, ouverte et dont la mission est décrite dans le RFC 3935. L'IETF fait les normes techniques de l'Internet « de la couche 3 jusqu'au bas de la couche 7 ». C'est elle qui est responsable d'IP de BGP, du DNS, de HTTP, etc. (Oui, tous les lecteurs de ce blog savent cela mais la réponse de l'IETF est conçue pour être lue par un public plus large.) Le côté ouvert de l'IETF est précisé dans le RFC 6852, le processus de création des normes dans le RFC 2026.

Une question difficile dans l'appel à commentaires était « quels recouvrements y a-t-il entre votre activité et celles d'autres organisations ou groupes ? » D'abord, la réponse met en avant le fait que les participants à l'IETF sont souvent membres d'autres organisations. (On parle de « participants » car l'IETF n'a pas de mécanisme d'adhésion formel.)

Ensuite, l'IETF a évidemment des activités qui s'approchent de très près de celles d'autres groupes, avec parfois des discussions sur la frontière. Ainsi, le RFC 6761, qui fait l'objet de beaucoup de débats en ce moment, prévoit un mécanisme d'enregistrement de noms de domaine par l'IETF, alors que certains voudraient que cela soit un monopole de l'ICANN. C'est aussi le cas des adresses IP (mais cela suscite bien moins d'intérêt car c'est plus important mais moins spectaculaire). Ainsi, si l'IANA gère l'espace d'adressage IP, l'IETF alloue également des portions de cet espace (RFC 7020, RFC 7249, et un exemple concret, les ULA du RFC 4193). Il y a aussi bien sûr des recouvrements envers ce que fait l'IETF, et le travail des opérationnels qui décident (ou pas) de déployer les protocoles normalisés. Par exemple, la gestion des serveurs racine du DNS est à la fois un secteur de l'IETF (RFC 7720) et des opérateurs de ces serveurs.

Les activités de l'IETF concernant IP et le routage l'amènent par contre du côté des RIR (par exemple lorsque l'IETF a ses propres allocations d'adresse, comme dans le RFC 6890). Un changement de norme technique peut impacter les opérationnels (nouvelles choses à gérer) et les RIR. Ainsi, l'extension de la taille des numéros d'AS de deux à quatre octets (RFC 6793) imposait évidemment aux RIR de changer leur logiciel et leur politique, pour allouer ces nouveaux numéros.

Pour tous ces points, le RFC insiste sur l'importance de la coordination entre ces acteurs, et sur les nombreux contacts que l'IETF maintient avec toutes ces communautés.

L'appel à commentaires de l'ICG demande ensuite comment les politiques sont décidées et comment les conflits sont gérés. Pour l'IETF, les principes figurent dans les RFC 6220 et RFC 5226. En gros, quelqu'un qui veut changer la politique de l'IETF, par exemple modifier le RFC 5226 (c'est justement en cours de discussion) va écrire un premier document, un Internet Draft, essayer de susciter de l'intérêt, en général le faire adopter par un des groupes de travail (à moins qu'un groupe soit créé spécialement), la proposition doit réunir un consensus (RFC 7282) et c'est souvent l'IESG qui prend la décision finale. Le tout est scandé par des last calls où les organisateurs demandent aux participants un dernier avis avant que le document n'avance. (Pour le fonctionnement des groupes de travail, on peut lire le RFC 2418, mais il n'est plus complètement à jour.)

Et les conflits ? Ils sont normalement réglés dans les groupes de travail mais, si c'est grave, la section 6.5 du RFC 2026 décrit un mécanisme d'appels successifs.

Un concept souvent cité en ce moment dans les discussions autour de l'ICANN et celui de redevabilité (accountability). L'organisation est-elle redevable à quelqu'un, ou bien est-ce un clan mafieux fermé qui décide de tout en interne et ne rend de comptes à personne (comme le CIO ou la FIFA) ? L'appel à commentaires demande donc de la documentation sur les mécanismes de redevabilité du répondeur. Pour l'IETF, c'est l'IAB qui joue ce rôle, en confirmant (ou pas) les nominations et en traitant les appels mentionnés un peu plus haut. C'est aussi l'IAB qui gère les canaux de communication (liaisons) avec les autres organisations. Et c'est l'IAB qui décide quel opérateur gère les registres de paramètres de protocole, actuellement l'ICANN via sa fonction IANA. L'IAB est officiellement décrite dans le RFC 2850. Elle est elle-même redevable devant les participants à l'IETF, par son mécanisme de désignation (RFC 3777).

Quel est le degré de formalisation de votre relation avec l'IANA, demande ensuite l'appel à commentaires ? Un MoU existe (RFC 2860). Son suivi quotidien est assuré par l'IAD (IETF Administrative Director), lui-même sous contrôle de l'IAOC (IETF Administrative Oversight Committee, cf. RFC 4071). Une de leurs tâches est de suivre les rapports de l'IANA sur ses résultats.

En théorie, si un conflit grave surgissait entre l'IETF et l'IANA, l'IETF pourrait mettre fin au travail en commun et choisir un nouvel opérateur pour ses registres (et ce RFC serait alors sans objet). Mais cela ne s'est jamais produit et une telle perspective semble peu probable.

L'appel à commentaires demande aussi à ceux qui répondent d'indiquer de quelle juridiction ils dépendent et quelles sont les lois qui leur sont applicables. L'IETF répond que son activité est mondiale (ce qui est vrai) et que les textes entre l'IANA et l'IETF ne spécifient pas de juridiction (ce qui est exact mais incomplet : l'IETF étant une activité de l'ISOC, l'IETF dépend de la juridiction états-unienne, comme le montrent, par exemple, les injonctions reçues).

Commencent ensuite les questions sensibles, par exemple les demandes de suggestions concernant les mécanismes futurs qui remplaceraient la NTIA. La réponse du RFC est qu'aucun changement n'est demandé par l'IETF : le système actuel avec l'IETF, l'ICANN, l'IAB, etc, a bien fonctionné, sans implication du NTIA, et n'a donc aucun besoin d'être remplacé ou « amélioré ». Les RFC 2860 et RFC 6220 fournissent un cadre satisfaisant et le résultat l'est également.

Cette partie de la réponse contient quand même quelques souhaits, pas forcément de changement mais de points importants à garder en tête :

• Les registres des paramètres de protocole sont dans le domaine public (ils sont un « bien commun ») et doivent le rester, quels que soient les changements futurs.
• S'il y a un changement, il faudra que l'ICANN et le nouvel opérateur travaillent ensemble à rendre la transition la plus invisible possible.

Et le RFC réaffirme les principes que l'IAB avait posé en mars 2014 :

• La « communauté technique Internet » se débrouille très bien à l'heure actuelle et n'a pas besoin d'intervention extérieure.
• L'enregistrement des paramètres techniques des protocoles doit reposer sur l'ouverture, la transparence et la redevabilité.
• Tout changement devrait respecter les textes et les accords existants (jolie façon de dire qu'aucun changement n'est souhaité).
• Les registres des paramètres techniques des protocoles et les autres registres (comme les RIR pour les adresses IP) sont essentiels, et fonctionnent aujourd'hui correctement.
• L'IETF va continuer dans son rôle.
• La gestion des registres des paramètres techniques est un service public.

J'avais signalé plus haut que la NTIA avait posé un certain nombre d'exigences pour accepter un éventuel plan de transition. La suite de l'appel à commentaires rappelle ces exigences et demande dans quelle mesure les propositions faites sont conformes à ces oukases. D'abord, la NTIA demande de « continuer avec le modèle multi-partiesprenantes » (ne me demandez pas de définir ce modèle...) L'IETF répond qu'en tant qu'organisation ouverte à tous, elle suit déjà ce modèle (même réponse à la demande de la NTIA que le futur éventuel système « conserve l'ouverture de l'Internet »). Ensuite, la NTIA exige de préserver « la sécurité et la stabilité du DNS » (une des phrases les plus citées dans les milieux de la gouvernance Internet...) L'IETF ne proposant pas de changement, la stabilité est certainement préservée. Puis le gouvernement états-unien veut que les propositions « satisfassent les utilisateurs et répondent à leurs besoins ». Le RFC estime que l'utilisation massive dans le monde des protocoles TCP/IP et donc des registres de l'IANA montre clairement que les utilisateurs sont contents. Dernier ordre de la NTIA : que la solution future ne soit pas multi-gouvernementale (rappelons que le mécanisme actuel de supervision de l'ICANN est mono-gouvernemental). L'IETF réplique que l'IAB n'est pas une organisation gouvernementale et que l'ordre est donc suivi.

L'appel à commentaires de l'ICG demande également par quel processus la réponse a été élaborée, une bonne façon de vérifier que le répondant a appliqué ses beaux principes, y compris lors de la conception de sa réponse. L'IETF explique que la réponse a été développée par le groupe de travail IANAPLAN, qui, comme tous les groupes de travail de l'IETF, était ouvert à tous et faisait tout son travail publiquement (cf. les archives de la liste de diffusion du groupe). Pour le montrer, comme le demande l'appel à commentaire, l'IETF cite de nombreux documents publiquement accessibles :

• La création de la liste de diffusion,
• Les minutes de la première réunion,
• Celles de la réunion lors d'IETF 91 (tenue à Honolulu),
• Le last call au niveau de tout l'IETF et les commentaires qu'il a généré.

Le RFC estime que tout ce processus montre un net consensus de l'IETF en faveur de cette réponse. Quelques points sont restés contentieux jusqu'au bout (comme la demande que le nom de domaine iana.org soit transféré à l'IETF Trust).

Quelques lectures supplémentaires sur cette opération de transition :

• Une bonne analyse d'IP-watch,
• Un résumé sur le blog de l'IETF qui rappelle que ce RFC 7979 est « the official IETF plan for the transition »,
• Les nouveaux (mai 2016) statuts de l'ICANN, intégrant ces changements,
• Le communiqué officiel du gouvernement états-unien approuvant ce plan (août 2016), et la FAQ de ce gouvernement (notez la question sur .gov et .mil),
• Un utile rappel que le contrat le plus important (la gestion de la racine du DNS) n'est pas couvert par ce plan,
• Les contrats du gouvernement états-unien avec l'ICANN.

Ce RFC normalise la fonction de dérivation de clé scrypt.

À quoi ça sert, une fonction de dérivation de clé ? Comme leur nom l'indique, elles permettent d'obtenir des clés cryptographiques (ou autre matériel cryptographique) à partir des données qu'on leur fournit. Une utilisation courante est de fabriquer une clé pour un algorithme de chiffrement, à partir d'une phrase de passe. Cela permet d'obtenir une clé (longueur fixe, format donné) pour les opérations cryptographiques tout en laissant l'utilisateur manipuler uniquement des textes mémorisables. Par exemple, pour chiffrer un disque dur, l'utilisateur va indiquer une phrase de passe, mais le disque sera chiffré à partir de la clé obtenue en appliquant la fonction de dérivation de clé (KDF, pour Key Derivation Function) à cette phrase. Une autre utilisation est pour transformer un mot de passe qu'on doit stocker dans un fichier en une information inutilisable pour un attaquant qui mettrait la main dessus. Pour se connecter, on tape le mot de passe, on refait tourner la KDF et on vérifie qu'on obtient bien le résultat stocké.

Problème de cette méthode, l'ennemi peut tenter de faire lui-même la dérivation : il essaie des tas de mots de passe et regarde s'il obtient le résultat stocké. C'est pour cela qu'une des qualités d'une bonne fonction de dérivation est, paradoxalement, d'être lente : les gens qui connaissent le mot de passe ne seront pas gênés (ils ne font qu'un seul essai) alors que l'attaquant par force brute qui essaie des milliards de mots sera ralenti. Idéalement, on voudrait une fonction qui ne puisse pas facilement être mise en œuvre dans des ASIC, pour qu'un attaquant riche ne puisse pas investir dans une « machine à deviner les mots de passe ». C'est l'un des avantages de scrypt. (Les fanas de chaîne de blocs noteront que des chaînes comme Litecoin utilisent scrypt justement pour cette raison : rendre le minage plus accessible à tous en contrariant les ASIC.)

Pourquoi encore ajouter des fonctions de dérivation de clés (section 1 du RFC) ? Il y en a eu plein dans l'histoire, de la vénérable crypt à PBKDF2 (RFC 2898) puis aux récents bcrypt et Argon2. On en imagine souvent de nouvelles, par exemple celle-ci qui n'utilise pas du tout de chiffrement, juste de la condensation. Pour résister aux attaques par force brute (que la loi de Moore rend plus efficace chaque année), certaines ont un nombre d'itérations variables. On applique plusieurs fois l'opération de dérivation, si les machines deviennent plus rapides, on augmente ce nombre d'itérations. Cela ne marche bien que si l'attaquant utilise les mêmes logiciels que les utilisateurs normaux. Mais si la fonction de dérivation est facilement programmable dans des circuits matériels spécialisés, l'attaquant pas trop pauvre pourra s'acheter une ferme de cassage de mots de passe, remplie de circuits conçus spécifiquement, et travaillant en parallèle (les circuits deviennent plus rapides mais aussi plus petits : on peut en entasser davantage). Il ne joue alors plus dans la même catégorie que les utilisateurs légitimes.

C'est là que scrypt intervient : l'algorithme a été délibérement conçu pour être difficile à mettre dans un ASIC. scrypt a été publié en 2009 (voir l'article original qui fut présenté à USENIX). Ce RFC a commencé en 2013 et a eu une longue gestation. Il ne décrit pas scrypt, renvoyant au papier original, mais se contente de préciser les points qui sont nécessaires pour des mises en œuvre interopérables.

La section 2 du RFC décrit les paramètres de la fonction. Le plus évident est la phrase de passe, souvent choisie par un humain. Il y a aussi un sel, en général choisi aléatoirement (RFC 4086), et divers paramètres techniques, permettant notamment d'ajuster l'algorithme aux caractéristiques des machines dont on dispose. Une taille de bloc de 8 et un facteur de parallélisation de 1 conviennent bien à l'heure actuelle, mais vont sans doute augmenter dans le futur.

scrypt dépend de la fonction de condensation Salsa20 Core, plus exactement de sa version simplifiée Salsa20/8 Core (section 3 du RFC). Une mise en œuvre en C est incluse dans le RFC. (Voir la description originelle et la spécification de Salsa20.)

scrypt est un « chef d'orchestre », qui dépend de plusieurs autres algorithmes comme BlockMix (section 4), ROMix (section 5), le PBKDF2 du RFC 2898 et le HMAC-SHA-256 du RFC 6234. L'algorithme de scrypt, qui fait fonctionner ensemble tout cela, figure en section 6.

Si vous êtes programmeur et que vous mettez en œuvre scrypt, les sections 8 à 13 du RFC contiennent des vecteurs de test pour les différents algorithmes utilisés. Par exemple, avec la phrase de passe pleaseletmein, le sel SodiumChloride (exemple contestable, ce sel n'a pas été généré aléatoirement), le facteur CPU/mémoire à 16384, la taille de bloc 8 et le facteur de parallélisation 1, la clé dérivée par scrypt sera 70 23 bd cb 3a fd 73 48 46 1c 06 cd 81 fd 38 eb fd a8 fb ba 90 4f 8e 3e a9 b5 43 f6 54 5d a1 f2 d5 43 29 55 61 3f 0f cf 62 d4 97 05 24 2a 9a f9 e6 1e 85 dc 0d 65 1e 40 df cf 01 7b 45 57 58 87. Si vous trouvez une autre valeur, vérifiez votre programme.

Lisez aussi la section 14, consacrée aux questions de sécurité. Par exemple, scrypt peut consommer beaucoup de mémoire (c'est fait exprès, cela fait partie des techniques qui rendent difficile sa mise en œuvre en ASIC) et il y a donc un risque de déni de service si on accepte d'exécuter scrypt avec des paramètres quelconques, fournis depuis l'extérieur.

scrypt est, entre autres, présents dans OpenSSL depuis le 1.1.0, officiellement publiée juste après le RFC.

Lorsqu'on a des identificateurs en Unicode (par exemple pour les noms de domaine internationalisés), on souhaite souvent limiter le nombre de caractères autorisés, et avoir des possibilités de variante (par exemple, dire que deux chaînes de caractères Unicode sont en fait équivalentes sémantiquement). Il faut donc rédiger ces règles, et un langage formel est certainement utile pour cela. C'est ce que propose ce nouveau RFC, qui normalise un langage XML pour décrire les règles d'enregistrement de ces identificateurs Unicode.

Le terme utilisé par le RFC est LGR, pour Label Generation Ruleset. Label est le composant de base d'un nom de domaine, et Ruleset fait référence à l'ensemble des règles décrites en XML et qui permettront de savoir si un composant est valide, et quelles transformations éventuellement effectuer avant de l'enregistrer. C'est un concept qui vient de l'ICANN, qui a toujours présenté les IDN comme une chose dangereuse (bien à tort), nécessitant des variant tables ou autres algorithmes compliqués. Donc, si vous ne travaillez pas avec l'ICANN, il n'est pas nécessaire de connaitre ce RFC.

Le langage présenté dans ce RFC est assez complexe, mais le problème est complexe. Ceci dit, dans les cas « simples » (alphabet latin), les règles LGR seront également simples. Si on veut juste dire que é, è et ë sont autorisés dans les noms, et avec e comme variante, c'est trivial à faire, à peine plus compliqué que les tables du RFC 4290.

Notez que l'algorithme décrit par un LGR ne suffit pas comme règle d'enregistrements des noms de domaine : il existe d'autres règles (comme la priorité aux entreprises titulaires de propriété intellectuelle) qui ne sont pas exprimables par ces algorithmes.

Avant ce RFC, les règles concernant les IDN étaient publiées en langue naturelle, ou parfois dans le langage formel des RFC 3743 et/ou RFC 4290. Le langage décrit ici a vocation à les remplacer. Il est structuré, donc lisible par un programme, et permet de dériver automatiquement les programmes de vérification d'un nom (par exemple ceux qui sont lancés par un serveur EPP recevant un ordre <domain:create>, RFC 5731, section 3.2.1).

Le format est relativement simple si on a une politique simple mais permet le cas échéant de mettre en œuvre des politiques très complexes (qui sont utiles pour certaines écritures asiatiques, par exemple). Il est conçu pour les IDN mais peut être utilisé si on a à enregistrer des identificateurs Unicode dans un autre contexte.

Le cahier des charges du format des LGR figure en section 2 du RFC :

• Doit pouvoir être programmé de manière raisonnablement directe (je n'ai pas essayé...)
• Doit pouvoir être validé (l'ICANN, qui exige l'envoi d'une politique IDN pour les TLD qu'elle régule, peut ainsi tester automatiquement la validité de celles-ci). Notez aussi qu'un LGR sera développé pour la racine du DNS.
• Doit pouvoir exprimer la notion de variantes (équivalence entre deux caractères, ou chaînes de caractère, par exemple entre les sinogrammes traditionnels et les simplifiés).
• Doit pouvoir exprimer la notion de contexte (un caractère n'est valable que dans un certain contexte par exemple le sigma final grec, U+03F1 (ϱ) qui ne peut apparaître qu'en fin de mot).
• Etc

Un point important de ce RFC est qu'il décrit un format, pas une politique : le RFC ne dit pas si le caractère Unicode U+00E8 (è) doit être considéré comme une variante du U+0065 (e) : il fournit juste le moyen d'exprimer cette équivalence, si on le décide.

La section 4 du RFC spécifie le format exact. (Le schéma formel - en Relax NG - est dans l'annexe D.) Un ensemble de règles LGR est mise dans un élément XML <lgr>. Il contient quelques métadonnées, dont la date et la langue ou l'écriture pour lesquels ce LGR est prévu. Comme l'ICANN, dans ses politiques IDN, mélange très souvent langue et écriture (par exemple en parlant de « domaines multilingues », ce qui est absurde), il faut préciser que la plupart des politiques portent sur des écritures (un nom de domaine n'a pas de langue : coca-cola.com est-il de l'anglais ?) La valeur de l'élément XML <language> est une étiquette du RFC 5646, avec la langue marquée comme « non définie » (und pour undeterminate). Un exemple pour une politique consacrée à l'alphabet cyrillique : <language>und-Cyrl</language>.

Les règles elle-mêmes sont en section 5. La plus simple est celle qui autorise un caractère donné, ici le tiret (cp = Code Point Unicode, ici U+002D) :

      
<char cp="002D"/>

    

On peut aussi autoriser un intervalle, ici tous les chiffres arabes :

      
<range first-cp="0030" last-cp="0039"/>

    

Comme on le voit, les caractères sont identifiés par leur point de code Unicode, écrit sans le « U+ » initial. Bien que XML permettre de représenter nativement tous les caractères Unicode, cette possibilité n'est pas exploitée par ce RFC (cf. Unicode Standard Annex #42).

Voici maintenant un exemple de règle qui précise que le point médian U+00B7 n'est autorisé qu'entre deux l (c'est le cas en catalan mais notez qu'en français, il est aussi utilisé dans une perspective féministe). Cela se fait en indiquant une séquence :

      
<char cp="006C 00B7 006C" comment="Catalan middle dot"/>

    

Et voici une règle contextuelle plus complexe. On veut n'autoriser le gluon de largeur nulle U+200D qu'après un virāma. Si une règle follows-virama (non montrée ici) a été définie, on peut écrire :

      
  <char cp="200D" when="follows-virama" />

    

Et les variantes ? Voici d'abord comment exprimer que le é est une simple variante du e (non pas que je recommande cette politique : c'est juste un exemple) :

      
 <char cp="00E8">
           <var cp="0065"/>
 </char>

    

Et une variante où un caractère (œ) est mis en correspondance avec deux caractères (oe) :

      
 <char cp="00F6">
           <var cp="006F 0065"/>
 </char>

    

Ces règles portaient sur des caractères qui formaient une partie d'un composant d'un nom. Mais il y a aussi des règles qui portent sur la totalité du composant (section 6 du RFC). Pour cela, d'abord un petit mot sur la notion de classe. On définit une classe de caractères à partir de propriétés Unicode. Ici, on a la classe des virāma, définie à partir de la propriété Unicode CCC (Canonical Combining Class) :

      
<class name="virama" property="ccc:9" />

    

On peut ensuite combiner les classes par intersection, union, etc.

Les règles permettent aussi d'utiliser des opérateurs booléens. Voici par exemple la règle traditionnelle des noms de machines (et pas des noms de domaine, contrairement aux bêtises qu'on lit souvent), autorisant lettres ASCII, chiffres et tiret. Elle utilise <choice>, qui fait un OU logique entre les termes :

      
       <rule name="ldh">
          <choice count="1+">
              <class by-ref="letter"/>
              <class by-ref="digit"/>
              <char cp="002D" comment="literal HYPHEN"/>
          </choice>
       </rule>

    

Des exemples plus réalistes et plus détaillés figurent dans l'annexe A.

Le document XML complet a le type MIME application/lgr+xml.

Quelques petits mots sur la sécurité (section 12 du RFC). Le RFC part du préjugé (qui est faux) comme quoi les noms en Unicode poseraient des problèmes de sécurité. La section 12 note ensuite (si on accepte cette prémisse) que les règles de ce RFC ne résolvent pas complètement le problème (qui est largement imaginaire). Il reste possible de faire des noms « trompeurs » même avec les règles les plus strictes. Outre question de sécurité à garder en tête : les règles de ce RFC peuvent permettre de concevoir des politiques LGR très complexes, qui peuvent épuiser les ressources de la machine qui tenterait de les évaluer.

Si vous voulez pratiquer avec vos propres LGR, l'ICANN a fait développer un outil qui est accessible en ligne (lisez la documentation pour connaitre le mot de passe) ou bien en source sur GitHub : lgr-core et lgr-django pour l'interface Web en Django.

Un problème classique du système de cryptographie OpenPGP, normalisé dans le RFC 4880 est de vérifier les clés publiques des correspondants. Les trouver, c'est relativement facile : le correspondant pense à vous les envoyer ou bien on se sert tout simplement d'un serveur de clés. Mais ceux-ci ne garantissent rien sur la clé. N'importe qui peut créer une clé marquée flotus@whitehouse.gov et la mettre sur les serveurs de clé, même si cette clé n'a rien à voir avec la Maison-Blanche. Avant la solution de ce nouveau RFC, il n'existait pas de mécanisme sécurisé pour récupérer une clé publique PGP. Que propose ce RFC ? De mettre les clés dans le DNS (nouveau type d'enregistrement OPENPGPKEY), dans le domaine de la partie droite de l'adresse de courrier, sécurisée par DNSSEC. En gros, il s'agit de faire pour le courrier et PGP ce que fait déjà DANE (RFC 6698) pour le Web/TLS.

Les serveurs de clés utilisent le protocole HKP (jamais décrit dans un RFC). Ils fournissent un service très utile en permettant de chercher une clé, par son identificateur, ou par l'adresse de courrier associé. Voici un exemple par identificateur :

    
% gpg --recv-key  0xF3396311465F8E5D
gpg: requesting key 465F8E5D from hkps server hkps.pool.sks-keyservers.net
gpg: key 465F8E5D: public key "Amaelle G <amaelle.guiton@techn0polis.net>" imported
...
gpg: Total number processed: 1
gpg:               imported: 1  (RSA: 1)
      
    

et un par adresse (notez que les adresses sont probablement toutes fausses) :

% gpg --search-key elysee.fr      
gpg: searching for "elysee.fr" from hkps server hkps.pool.sks-keyservers.net
(1)	hollande (flamby) <hollande@elysee.fr>
	  2048 bit RSA key CF22758A, created: 2014-01-06
(2)	jacques chirac (ancienne adresse) <jacques-chirac@elysee.fr>
	  2048 bit RSA key 2A97F759, created: 2007-11-15, expires: 2007-11-16 (expired)
(3)	kaziwan <kaziwan@elysee.gouv.fr>
	  1024 bit DSA key AA7FD67C, created: 2005-11-28
(4)	Gerard Calestroupat <gerard.calestroupat@elysee.fr>
	  1024 bit DSA key 82F02C73, created: 2003-08-05, expires: 2003-08-08 (expired)
(5)	Toto Berlingo <T.Berlingo@Elysee.fr>
	  1024 bit DSA key E9E920B7, created: 1999-06-10
    

Ces serveurs n'offrent aucune garantie : n'importe qui peut y publier une clé, avec n'importe quelle adresse et certaines clés sont clairement mensongères. L'usage normal est de récupérer la clé et ses signatures, puis de vérifier les signatures. Si elles sont faites par des gens qu'on a validés (directement, ou bien transitivement, jusqu'à une certaine profondeur), on estime la clé correcte (c'est ce qu'on nomme le web of trust). Autrement, la clé ne vaut rien. En outre, le seul système de révocation est de signer une révocation avec sa clé privée : si on l'a perdue, on ne pourra jamais retirer la clé des serveurs de clé. Pour ces deux raisons (fausses clés, et clés devenues inutilisables), il est donc difficile d'utiliser automatiquement, depuis un MUA ou un MTA, ces serveurs.

La solution proposée dans ce RFC est, comme souvent aujourd'hui, d'utiliser le DNS, qui a montré sa fiabilité et son ubiquité. Tout le monde peut faire des requêtes DNS, même coincé derrière un pare-feu, et tout le monde peut les valider, grâce à DNSSEC (RFC 4035).

On va donc publier dans sa zone DNS des enregistrements de type OPENPGPKEY, indexés par la partie gauche de l'adresse de courrier (c'est un peu plus compliqué, car elle peut contenir des caractères qui sont spéciaux pour le DNS ; voir plus loin). Le correspondant qui veut envoyer du courrier à quelqu'un cherchera cet enregistrement dans le DNS, et, s'il en trouve un, le validera avec DNSSEC et récupérera ainsi une clé PGP relativement sûre. La révocation d'une clé se fait simplement en retirant l'enregistrement du DNS.

La solution de ce RFC rend envisageable de récupérer et de vérifier automatiquement une clé avant l'envoi d'un message. Mais le RFC note bien qu'elle ne remplace pas complètement le web of trust, qui reste nécessaire si on veut une vérification sérieuse.

Ce RFC a le statut « Expérimental ». Il s'agit de tester l'idée et de voir si elle marche bien, et n'a pas trop d'inconvénients (par exemple de taille des zones DNS pour les domaines gérant beaucoup de comptes de courrier, surtout vu la taille des enregistrements OPENPGPKEY). Si le nombre de messages chiffrés avec OpenPGP augmente significativement suite à ce RFC, ce sera bon signe.

Notez qu'une expérience ressemblant à celle-ci avait déjà été faite avec le type d'enregistrement DNS CERT du RFC 4398. Ce fut un échec (peu de déploiement, peut-être en raison de la complexité du type CERT).

La section 2 de notre RFC décrit le format du nouveau type d'enregistrement DNS. Chaque enregistrement contient une et une seule clé. Si un utilisateur a plusieurs clés, il doit créer plusieurs enregistrements. Le type est 61 (et enregistré à l'IANA depuis août 2014). La partie droite de l'enregistrement (les données) contient la clé et au moins un ID et une auto-signature. Les clés PGP complètes, avec des tas de signatures, peuvent être grosses, trop pour le DNS ; le RFC recommande de ne publier que des clés minimales (pas trop de signatures, par exemple, et évidemment pas les photos qu'on peut inclure dans un attribut de la clé, cf. RFC 4880, section 5.12.1). Avec GnuPG, regardez l'exportation de ma clé avec toutes ses méta-données, et en exportation minimale (l'annexe A du RFC décrit les commandes GnuPG à utiliser) :

%  gpg --export CCC66677 > key.pgp 
% ls -lh key.pgp 
-rw-r--r-- 1 bortzmeyer bortzmeyer 86K Aug 25 17:17 key.pgp

%  gpg --export --export-options export-minimal,no-export-attributes CCC66677 > key.pgp
% ls -lh key.pgp                                                                       
-rw-r--r-- 1 bortzmeyer bortzmeyer 5.8K Aug 25 17:18 key.pgp   
    

Le format utilisé est celui du RFC 4880, section 11.1. C'est donc du binaire qui circule sur le réseau (rappelez-vous bien que, dans le DNS, le format de présentation, celui des fichiers de zone, et de la sortie de dig, n'a rien à voir avec le format binaire utilisé sur le réseau.) Les formats « texte » d'OpenPGP (« ASCII armor ») ne sont pas utilisés sur le réseau. (Donc, avec GnuPG, pas d'option --armor.)

Le format de présentation (celui des fichiers de zone et de la sortie de dig) encode la clé en Base64.

Et la partie gauche de l'enregistrement DNS ? Quel est le nom de domaine utilisé ? La section 3 du RFC fixe les règles :

• Le domaine de l'adresse de courrier (partie droite de l'adresse de courrier) est celui où on met les enregistrements DNS OPENPGPKEY. La clé pour l'adresse stephane+chose@trucmachin.example sera donc dans la zone trucmachin.example.
• Le nom de domaine sera la concaténation d'un condensat de la partie gauche de l'adresse de courrier (stephane+chose, dans l'exemple ci-dessus), et du composant _openpgpkey, avec le domaine de l'adresse de courrier (trucmachin.example dans l'exemple ci-dessus). Le condensat est tronqué à 28 octets. (Le nom de domaine n'est pas utilisé dans le condensat, pour faciliter la vie des opérateurs qui proposent la même adresse dans différents domaines.)
• En fait, la règle est plus compliquée en raison des équivalences entre certains caractères (voir les exemples plus loin). Une correspondance est donc faite pour certains caractères. (Ce fut l'un des points les plus discutés dans le groupe de travail à l'IETF.)
• Par exemple, les guillemets (oui, "jipoune le meilleur"@example.com est une adresse de courrier légale) sont retirés.
• La condensation de la partie gauche de l'adresse de courrier est faite en SHA-256 (RFC 5754). Cela permet une protection limitée (cf. section 7.4) de la vie privée : même si un méchant met la main sur tout le fichier de zone, il ne trouvera pas facilement toutes les adresses (qui sont des données personnelles). Mais le but principal de cette condensation est de résoudre le problème de certains caractères qui sont permis dans la partie locale d'une adresse de courrier, mais qui posent des problèmes dans le DNS.

Ainsi, si l'adresse de l'utilisateur est hugh@example.com, la requête OPENPGPKEY devra chercher c93f1e400f26708f98cb19d936620da35eec8f72e57f9eec01c1afd6._openpgpkey.example.com. Voici comment calculer cela avec les outils du shell Unix (28 octets = 56 caractères dans la représentation en hexadécimal) :

    
% echo -n hugh | sha256sum | cut -c -56
c93f1e400f26708f98cb19d936620da35eec8f72e57f9eec01c1afd6

Une des difficultés pour trouver le bon nom de domaine est que les applications doivent traiter la partie gauche des adresses de courrier comme opaque (pas le droit d'analyser sa structure) et qu'elles ne connaissent pas les règles de canonicalisation qu'appliquera le domaine de destination, comme d'ignorer la casse de la partie locale (ce qui est souvent fait, mais pas toujours). Par exemple, Gmail ignore les points dans les adresses (donc foobar@gmail.com et foo.bar@gmail.com arrivent dans la même boîte aux lettres). L'émetteur qui ne connait pas cette règle va chercher la clé dans un domaine qui ne sera pas le bon. Idem avec les sous-adresses utilisées par certains domaines (en général avec le séparateur plus, comme stephane+blog, stephane+ietf, etc). Le RFC rappelle que l'émetteur ne peut pas se permettre de deviner ces règles locales, et qu'elles peuvent changer à tout moment. C'est au destinataire de se débrouiller, en publiant la clé à plusieurs noms, et en faisant attention aux variantes qu'il publie.

L'internationalisation des adresses de courrier complique évidemment encore un peu les choses (voir par exemple la section 10.1 du RFC 6530).

La section 6 du RFC se penche sur un problème pratique qu'on rencontre parfois avec le DNS : la difficulté à recevoir des réponses au-delà d'une certaine taille (il y a trois limites fréquemment rencontrées, la très ancienne limite de 512 octets du DNS, largement dépassée de nos jours, la limite de la MTU à 1 500 octets, au-delà de laquelle peut commencer la fragmentation, et la limite par défaut de la plupart des clients DNS à 4 096 octets). Les clés PGP peuvent être grosses, et le RFC recommende donc si possible de les récupérer sur TCP, pas UDP.

La section 7 de notre RFC analyse les questions de sécurité liées à cette technique. Elle rappelle que DNSSEC doit être utilisé : les enregistrements OPENPGPKEY récupérés ne doivent être utilisés que s'ils sont signés, et que la signature est valide. (Autrement, il serait trop facile à un attaquant de répondre avec une fausse clé.) Mais si DNSSEC est nécessaire, il n'est pas suffisant et la validation habituelle des clés PGP reste nécessaire si on veut un haut niveau de confidentialité. Ceci dit, comme souvent en sécurité, le mieux est l'ennemi du bien, et il vaut mieux une clé pas très vérifiée plutôt que d'envoyer le message en clair, comme le fait presque tout le monde aujourd'hui.

Et, évidemment, la sécurité DNSSEC doit être équivalente à la sécurité PGP puisqu'un attaquant qui aurait cassé la clé DNSSEC pourrait remplacer toutes les clés PGP du domaine. Il faut donc une cohérence dans les politiques de sécurité entre PGP et DNSSEC (section 7.6).

Autre problème de sécurité, cette fois lié à la vie privée : les requêtes DNS révèlent avec qui on veut communiquer de manière sécurisée par courrier (RFC 7626). Le fait que le nom de domaine utilisé soit un condensat de la partie locale de l'adresse de courrier limite un peu les risques, mais pas suffisamment (si on soupçonne qu'Alice écrit à bob@example.com mais qu'on n'en est pas sûr, il suffit de construire le nom où se trouve l'enregistrement OPENPGPKEY et de vérifier que ce nom est demandé, cf. section 7.4). C'est d'autant plus grave que les clients DNS actuels envoient en général le nom de domaine complet à tous les serveurs, même ceux qui n'en ont pas besoin. La minimisation de la requête (RFC 9156) limite ce problème. Le chiffrement des requêtes DNS (RFC 7858) peut faire le reste. Le cache du DNS limite un peu les risques et il est donc essentiel de ne pas faire une requête DNS externe à chaque fois qu'on envoie un message PGP à quelqu'un, cela ferait fuiter bien trop d'informations (section 7.5).

Pour limiter les risques qu'un attaquant récolte toutes les adresses de courrier du domaine, le RFC recommande de signer la zone en utilisant NSEC3 (RFC 5155).

À l'inverse de ce souci de protection de la vie privée, si une organisation veut lire le courrier de ses employés, la solution est qu'elle publie une clé d'organisation dans le DNS, pour pouvoir déchiffrer les messages entrants.

Un autre problème de sécurité est le risque d'utilisation dans des attaques par amplification. La taille importante des enregistrements OPENPGPKEY (surtout avec les clés RSA) aggrave ce risque. Le RFC suggère de n'envoyer ces enregistrements via UDP que si l'adresse IP source de la requête a été vérifiée, par exemple avec les petits gâteaux du RFC 7873.

Où en sont les mises en œuvre de ce RFC ? GnuPG contient le code pour gérer ces clés dans le DNS depuis la version 2.1.9. Même chose pour openpgp-milter.

L'outil hash-slinger permet quant à lui de générer et de vérifier des enregistrements OPENPGPKEY :

% openpgpkey --fetch --uid paul@nohats.ca  paul@nohats.ca
-----BEGIN PGP PUBLIC KEY BLOCK-----
Comment: paul@nohats.ca key obtained from DNS
Comment: key transfer was protected by DNSSEC
Version: GnuPG v1

mQENBFaJkKsBCADDSwQawRsKYqY/DuxWZjNNn39f14tDaswbpuF+PorNnt0MrepI
0yVY28NQ+5P09j75Os1jlqksK06aAVBtkJvr+T1ip85AxPUdTjD3U3zhM5/YATMi
...

On peut alors enregistrer la clé dans le trousseau PGP :

% openpgpkey --fetch --uid paul@nohats.ca  paul@nohats.ca | gpg --import
gpg: key BBAE5D31: public key "Paul Wouters (online key) <paul@nohats.ca>" imported
gpg: Total number processed: 1
gpg:               imported: 1  (RSA: 1)

   

Voici un exemple de récupération de ma clé :

% openpgpkey  --fetch --uid 'stephane@bortzmeyer.org' stephane@bortzmeyer.org |gpg  

pub  4096R/CCC66677 2014-02-08 Stéphane Bortzmeyer (Main key) <stephane@bortzmeyer.org>
uid                            Stéphane Bortzmeyer <stephane@sources.org>
uid                            Stéphane Bortzmeyer (Work address) <bortzmeyer@nic.fr>
uid                            TextSecure fingerprint (05 d6 3b dc b7 e4 d7 69 2f f6 24 d5 51 31 88 2f a5 59 ae 96 e0 fb a5 75 ab e6 6c 64 ca e9 bb 6a 77) <BdY73Lfk12kv9iTVUTGIL6VZrpbg+6V1q+ZsZMrpu2p3@base64>
sub  4096R/96A4A254 2014-02-09 [expires: 2018-01-10]
sub  4096R/57F02AA1 2014-02-09 [expires: 2017-01-10]

Mais comment ai-je fait pour que ça marche ? hash-slinger permet de créer la clé directement au bon format :

% openpgpkey --create stephane@bortzmeyer.org                                 
; keyid: 555F5B15CCC66677                                   
28182f0a278161989f90f090dabd6cab331663d8509ddbae617bb1e7._openpgpkey.bortzmeyer.org. IN OPENPGPKEY mQINBFL2VNABE...

Il n'y a plus qu'à la mettre dans le fichier de zone, et à re-signer. Mais, car il y a un mais, cela ne marche que si on a des logiciels récents, qui connaissent le type 61 (OPENPGPKEY). Si ce n'est pas le cas, le signeur refusera de signer, ou le serveur de recharger la zone. C'était mon cas, en raison d'une trop vieille version d'OpenDNSSEC. Trois solutions, commençons par la plus simple, demander à hash-slinger de générer un enregistrement DNS à la syntaxe générique (« types inconnus », du RFC 3597) :

% openpgpkey --create stephane@bortzmeyer.org --output generic
; keyid: 555F5B15CCC66677
28182f0a278161989f90f090dabd6cab331663d8509ddbae617bb1e7._openpgpkey.bortzmeyer.org. IN TYPE61 \# 5874 99020d0452f654d001100096b30513d96c42e697fd06674b1...

Et c'est cet enregistrement à la syntaxe générique qu'on met dans le fichier de zone. Sinon, si on aime bien faire l'encodage soi-même, utilisons xxd :

% openpgpkey --create stephane@bortzmeyer.org > key.zone
[Edit to keep the zone data]

% base64 -d key.zone > key.bin
[wc -c key.bin to know what number to put in the zone file]

% xxd -p key.bin > key.hex

Et on met le contenu de key.hex dans le fichier de zone. Sinon, l'annexe A du RFC fournit une variante de cette solution, utilisant hexdump.

Voici la récupération de cette clé dans le DNS, avec un dig récent, qui connait ce type OPENPGPKEY et sait formater le résultat :

% dig OPENPGPKEY   28182f0a278161989f90f090dabd6cab331663d8509ddbae617bb1e7._openpgpkey.bortzmeyer.org  
;; Truncated, retrying in TCP mode.
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 36368
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 2, AUTHORITY: 9, ADDITIONAL: 13
...
;; ANSWER SECTION:
28182f0a278161989f90f090dabd6cab331663d8509ddbae617bb1e7._openpgpkey.bortzmeyer.org. 85841 IN OPENPGPKEY ( mQINBFL2VNABEACWswUT2WxC5pf9BmdLHzPeXzHZfvik
				ExJHaQ7LHPRVjAQtBiBN0vI3Uh0VgFzjA+0H2sqTduJY
				tqd8mrTh9clDnCbrMU8svc7MeWxkW21ogjqBYL8puA3d
                                ...         

Notez le « Truncated, retrying in TCP mode ». L'enregistrement est trop gros pour les paquets UDP qu'accepte dig par défaut (il fait huit kilo-octets, dig accepte quatre par défaut). Notez aussi le bit AD (Authentic Data) dans la réponse : celle-ci a bien été validée par DNSSEC.

Avec un dig ancien, qui ne connait pas ce nouveau type (et, cette fois, on demande directement en TCP, comme le recommande le RFC) :

% dig +tcp -t TYPE61 28182f0a278161989f90f090dabd6cab331663d8509ddbae617bb1e7._openpgpkey.bortzmeyer.org 
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 19989
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 2, AUTHORITY: 9, ADDITIONAL: 29
...
;; ANSWER SECTION:
28182f0a278161989f90f090dabd6cab331663d8509ddbae617bb1e7._openpgpkey.bortzmeyer.org. 86206 IN TYPE61 \# 5874 ( 99020D0452F654D001100096B30513D96C42E697FD06
				674B1F33DE5F31D97EF8A4131247690ECB1CF4558C04
				2D06204DD2F237521D15805CE303ED07DACA9376E258
				B6A77C9AB4E1F5C9439C26EB314F2CBDCECC796C645B
                                ...

Sur ce sujet, vous pouvez aussi lire l'article de Johannes Weber, qui détaille une utilisation de l'outil de Shumon Huque.

Quels sont les défis qui attendent l'ICN (Information-Centric Networking), ce paradigme où le composant de base du réseau n'est pas la machine ou l'interface réseau mais l'unité d'information ? Le concept est à la mode depuis pas mal d'années mais ne progresse guère sur plusieurs points importants. Ce RFC de synthèse fait le point sur ce qui ne marche pas ou pas parfaitement dans l'ICN, et les axes de recherche souhaitables.

L'idée de base de l'ICN (également nommé CCN pour Content-Centric Networking) est de considérer que le réseau sert surtout à accéder à du contenu (un point de vue Minitel 2.0 très contestable) et qu'il faut donc architecturer le réseau autour de cet accès au contenu. Une unité d'information a un nom et le réseau permet avant tout d'accéder à cette unité d'information, en échange de ce nom (get(NOM)...) L'unité d'information est parfois nommée NDO pour Named Data Object. On voit que la localisation de l'information (que ce soit dans l'espace physique, ou dans celui défini par la topologie du réseau Internet) n'est pas prise en compte. Cette approche permettrait, en théorie, une meilleure efficacité (la mise en cache par les composants du réseau améliorerait les performances), un meilleur passage à l'échelle (la réplication de données populaires serait simple), et une meilleure résilience (le contenu serait à plusieurs endroits). Cette idée est décrite plus longuement dans le RFC 7476 (lecture recommandée, avant ce RFC 7927), et j'en ai déjà écrit une critique.

Pour la mettre en œuvre, on peut envisager une couche supplémentaire « accès au contenu » au-dessus de l'Internet actuel, ou bien une approche « table rase » où on remplace IP par un protocole orienté ICN. Notez qu'il existe déjà des mécanismes pour accéder à du contenu par son nom, en ne se souciant pas de la localisation, mécanismes qui fournissent la rapidité, le passage à l'échelle et la robustesse dont on parlait plus haut. Le plus évident est bien sûr BitTorrent mais on notera que les promoteurs de l'ICN n'en parlent quasiment jamais...

D'abord, une synthèse des problèmes avec l'approche actuelle, vus du point de vue des partisans de l'ICN (section 2 du RFC). Cette approche, qualifiée de host-centric, met au centre du réseau la machine. Identifiée par des noms de domaine et/ou des adresses IP, c'est l'unité de base du réseau. On peut bien sûr bâtir une couche ICN (ou para-ICN) au-dessus de cette approche (un CDN est un exemple partiel) mais, comme le réseau n'est pas au courant, cela entraine des limitations :

• La circulation du trafic n'est pas optimale, puisque l'infrastructure du réseau (le routage, par exemple) ne peut pas optimiser pour le trafic des unités d'information,
• Les capacités du réseau, par exemple en diffusion, ne sont pas ou peu utilisées,
• Il n'est pas évident pour le réseau de savoir ce qu'il peut garder dans un cache local (le Web doit recourir à des CDN explicitement configurés),
• La validation des données (la vérification de leur authenticité et de leur intégrité) n'est pas assurée par le réseau et doit utiliser d'autres mécanismes.

Pour ce dernier point, celui de la validation, je suis personnellement toujours stupéfait que le Web n'ait toujours pas un mécanisme standard pour authentifier une page qu'on a récupéré. À l'heure actuelle, il faut toujours se contenter de mécanismes ad hoc, comme une signature PGP détachée du fichier qu'on veut valider. (Non, HTTPS n'est pas une solution, d'abord parce qu'il ne fonctionne qu'en transfert, pas après, donc on ne peut pas valider quelque chose qui stationne dans un cache, et ensuite parce qu'il est incompatible avec des miroirs, sauf à distribuer une clé privée à plein d'autres acteurs.)

Avant d'aller plus loin, la section 3 du RFC nous apporte une petite révision des termes et concepts essentiels en ICN. Pour les termes, il faut se souvenir de :

• NDO (Named Data Object) : une unité de données ayant un nom,
• Demandeur (requestor) : l'entité qui demande un NDO, en indiquant son nom,
• Éditeur (publisher) : l'éditeur qui publie un NDO, le met en ligne. L'éditeur n'est pas forcément le créateur du NDO.

Une fois armé de cette terminologie, on peut expliquer le concept central de l'ICN : un réseau dont l'objet de base est le NDO (pas le paquet, pas la machine), et dont le service de base est d'envoyer des NDO aux demandeurs.

Ceux qui ont assisté à mon exposé à Pas Sage En Seine 2016 ont pu voir un exemple d'ICN mis en œuvre sur la chaîne de blocs (exemple FindByHash).

Sur le papier, c'est très joli, mais voyons maintenant les défis que cela pose (section 4 du RFC, le gros morceau de ce texte). D'abord, le nommage et l'authentification (les deux sont en général liés dans l'ICN). Nommer un NDO est aussi crucial dans l'ICN que de donner une adresse IP à une machine dans l'Internet classique. Et comme l'objet nommé peut être récupéré à partir de divers endroits dans le réseau ICN, vérifier l'authenticité par le biais de l'origine marche encore moins que dans le Web actuel. Il y a des tas de solutions possibles, résumées dans des études comme « Naming in Content-Oriented Architectures » de Ghodsi, A., Koponen, T., Rajahalme, J., Sarolahti, P., et S. Shenker ou bien « A Survey of Information-Centric Networking » de Ahlgren, B., Dannewitz, C., Imbrenda, C., Kutscher, D., et B. Ohlman.

Il y a deux grandes façons d'organiser le nommage dans l'ICN : espace de nommage hiérarchique, ou bien espace de nommage plat. Par exemple, un nommage hiérarchique pourrait produire des noms comme pays/éditeur/date/NDO. Cette façon de nommer simplifie nettement le routage et le passage à l'échelle. La structure des noms permet de faire une structure identique pour la PKI qui servira à authentifier le contenu (ainsi, une AC pour un éditeur donné ne pourra pas signer des certificats d'un autre éditeur, contrairement à ce qu'on voit sur le Web aujourd'hui, où la structure arborescente des noms de domaine n'est pas utilisée pour limiter les dégâts que peut faire une AC.) Cette structure hiérarchique peut aussi permettre de faire des noms lisibles par des humains. (Par contre, le RFC oublie de noter que de tels noms suscitent d'innombrables disputes de gouvernance : tout le monde veut être à la racine, veut tel nom, etc.)

Autre solution, l'espace de nommage plat. Typiquement, le NDO est désigné par un condensat cryptographique de son contenu. Cela permet l'authentification de manière évidente : on récupère le contenu, on calcule le condensat, et on doit retrouver le nom. Et un tel système peut être complètement réparti, sans autorité jouant un rôle particulier. Par contre, l'absence de structure dans le nom nécessitera un système de résolution adapté (comme une DHT). Une telle solution est même déjà décrite dans un RFC, le RFC 6920.

Aucune des deux façons de gérer l'espace de nommage n'est parfaite (cf. le triangle de Zooko). Par exemple, les condensats cryptographique ne sont pas maniables par un humain, mais les noms hiérarchiques ne peuvent pas être alloués de manière complètement pair-à-pair.

Les sujets de recherche existants sur le nommage sont :

• Le nommage d'objets qui n'existent pas encore (un flux vidéo filmé en temps réel, par exemple). On ne peut donc pas utiliser de condensat cryptographique. Mais peut-être un mécanisme à deux étapes, un structure de données non-cryptographique décrivant le contenu, qui serait elle-même condensée ?
• La protection de la vie privée. Avec de l'ICN ordinaire, tout le monde voit à quel contenu vous accédez. Cela concerne même les équipements intermédiaires, puisque le but est justement que le réseau voit tout.
• Nommer les nouvelles versions d'un objet. Un principe de base de l'ICN est que le nom désigne le contenu. On change une virgule à un texte, il faut un nouveau nom (c'est particulièrement évident pour les noms fondés sur un condensat cryptographique). Comment gérer la notion de « nouvelle version, légèrement modifiée » ? Une possibilité serait d'avoir des noms incluant un numéro de version, ce qui nécessiterait un mécanisme de résolution adapté (pour des opérations comme « je veux la dernière version »).
• Restreindre l'accès dans certains cas. Le paradigme de l'ICN est que tout le monde a accès, ce qui permet aux éléments du réseau eux-même d'avoir accès à tout et, par exemple, de le mettre en cache. Si on veut des NDO à accès restreint, comment faire ? Les solutions de sécurité du monde réel, comme le chiffrement de bout en bout sont incompatibles avec le paradigme de l'ICN.

En parlant de restriction d'accès, la sécurité, dans son ensemble est un difficile problème pour l'ICN (section 4.2). C'est le cas de la plupart des solutions miracles qui sont proposées pour l'Internet : une idée simple qui semble bien marcher, puis, dès qu'on creuse les détails pratiques, les ennuis surgissent puis, dès qu'on arrive à la sécurité, l'idée simple s'effondre. Dans le cas de l'ICN, le RFC suggère plusieurs pistes de travail. D'abord, l'authentification des données, sans doute la partie la plus facile à réaliser (et celles, on l'a vu, où le Web actuel est défaillant). Comme on peut récupérer un NDO depuis n'importe où, pas forcément depuis le serveur d'origine, il est crucial de l'authentifier. Évidemment, si le nom de l'objet est un condensat de son contenu, comme c'est le cas avec le RFC 6920, la vérification de l'intégrité est facile : on récupère l'objet, on condense et on regarde si on tombe bien sur la même valeur. Pour des objets générés dynamiquement, cette solution ne fonctionne pas et il faut donc signer l'objet avec de la cryptographie asymétrique. D'ailleurs, cette cryptographie est nécessaire dans tous les cas : vérifier le nom-qui-est-un-condensat prouve l'intégrité de l'objet, pas que l'objet vient bien de l'auteur attendu. Ici, une signature cryptographique est donc également nécessaire. Comme toujours avec la cryptographie à clés publiques, cela laisse ouvert l'énorme problème de la distribution des clés... (cf. RFC 5280 pour une approche possible).

Pour l'utilisateur normal, vérifier que l'objet 148aec5042e7c05df755d9ce8adec80a1e9c10b1557194fd94e45146416a0de8 a bien un contenu qui correspond à ce condensat n'a qu'un intérêt limité. M. Michu voudrait une authentification plus forte, vérifier qu'il s'agit bien du guide de sécurité Java de l'ANSSI ou que c'est bien la série télé qu'il cherchait. Et, là, le problème est difficile. Les défenseurs du pair-à-pair prétendent par exemple souvent que BitTorrent est pair-à-pair, qu'il fonctionne sans centre mais, pour la très grande majorité des usages, c'est faux. M. Michu utilise un moteur de recherche centralisé, comme The Pirate Bay ou comme isoHunt. Il récupère alors un magnet (qui contient un condensat du fichier convoité), et, ensuite, on est vraiment en pair-à-pair : on télécharge, on vérifie le condensat et on s'installe dans son fauteuil pour regarder. Mais l'étape du moteur de recherche, avec ses pubs mensongères, était tout, sauf pair-à-pair.

En ICN, comment lier un NDO à une identité du monde extérieur, par exemple un acteur connu et de confiance ? C'est un problème essentiel mais non encore résolu.

Le contrôle d'accès, on l'a vu, est également un problème difficile. Comment faire si je veux vendre du contenu sans permettre aux destinataires de le redistribuer ? Il n'y a pas de solution évidente. Les approches intégrées sont celles où l'entité qui publie utilise des mesures pour limiter la redistribution (typiquement des menottes numériques), les approches séparées comptent sur une tierce-partie qui gère les accès (je vous laisse imaginer les conséquences en terme de liberté de choix de son logiciel par M. Michu...) On peut bien sûr chiffrer le contenu qu'on va distribuer (ah, Canal+...) mais il reste à distribuer les clés ensuite.

La cryptographie n'est pas éternelle, les algorithmes de cryptographie finissant par être affaiblis, puis cassés. Ce n'est pas un problème si on publie du contenu à courte durée de vie mais, si le contenu est encore utile et payant dans dix ans, l'efficacité de la cryptographie devient incertaine : comment garantir que l'algorithme utilisé sera toujours incassé ? L'idéal serait un mécanisme de re-signature et de re-chiffrement mais cela pose encore le problème de la gestion des clés privées.

Autre conséquence de la mise en cache et de la distribution à partir de plusieurs endroits, l'auteur d'un contenu n'aura plus de statistiques d'accès fiables. De la même façon, retirer un contenu publié sera encore plus difficile que sur le Web actuel (un contenu populaire est davantage répliqué et donc plus dur à supprimer).

Autre problème de sécurité avec l'ICN, le risque d'attaque par déni de service via le cache. Un des buts de l'ICN est de permettre, et même d'encourager, la mise en cache automatique du contenu par les éléments du réseau, comme les routeurs. Cela ouvre une possibilité d'attaque où le méchant téléchargerait plein de choses sans intérêt juste pour remplir les caches. Pire : comme l'ICN renonce explicitement au principe de bout en bout, ces éléments intermédiaires mantiennent un état et peuvent également être attaqués par ce biais. Par exemple, en annonçant plein de contenus divers, on pourrait remplir la table de routage.

Après la sécurité, le routage dans l'ICN pose également des défis intéressants. Le terme n'a pas tout à fait le même sens dans l'ICN que dans l'Internet actuel. L'ICN permet d'obtenir un contenu (le NDO, Named Data Object) en échange d'un nom. Cela nécessite trois étapes : la première est de résoudre le nom en un localisateur, plus concret. La deuxième est d'envoyer la demande de contenu à cet endroit. La troisième est d'obtenir la réponse (le NDO). Ces trois étapes peuvent être faites de différentes manières, catégorisées comme routage par nom (route-by-name), recherche par nom (lookup-by-name) et hybride.

Le routage par nom consiste à ne pas avoir la première étape, celle de résolution, ce qui simplifie le modèle : le réseau comprend directement les noms. Il faut donc une « table de routage » dont la taille permette de stocker tous les NDO. Comme on envisage entre 10^15 et 10^22 NDO, le défi technique est colossal. Sans compter qu'il faut aussi identifier la source de la requête, puisqu'il faudra bien lui envoyer le contenu demandé (c'est ce que fait l'algorithme des miettes de pain, cf. Rosensweig, E. et J. Kurose, « Breadcrumbs: Efficient, Best-Effort Content Location in Cache Networks »). Les sujets de recherche sur le routage par nom comportent donc, entre autres :

• Les mécanismes d'agrégation permettant de réduire le nombre d'entrée dans la table de routage,
• Si on utilise des noms hiérarchiques (par exemple /IETF/IRTF/ICN/Research challenges pour ce RFC) afin de permettre l'agrégation, comment permettre aux utilisateurs d'utiliser des noms plus simples ? (Se servir d'un moteur de recherche serait de la triche, puisqu'on voulait se dispenser de l'étape de résolution.)

La catégorie « recherche par nom » regroupe les mécanismes de routage qui, eux, ont une étape de résolution explicite. On résout le nom (qui est pratique pour un humain, et stable) en un localisateur (qui est pratique pour le réseau et qui pourrait être une simple adresse IP). C'est par exemple ainsi que fonctionne le système « MDHT: A hierarchical name resolution service for information-centric networks ». Les défis techniques à relever sont l'accès rapide au localisateur (en se rappelant que le contenu peut être à plusieurs endroits) et la mise à jour efficace (car le contenu peut changer de localisation, c'est même un des buts de l'ICN). Notez que les gens de l'ICN aiment bien réinventer la roue et que le DNS n'est même pas mentionné.

Enfin, il y a les solutions de la catégorie hybride. Par exemple, on fait du routage par le nom en local mais on résout le nom en un localisateur dès qu'on sort de ce domaine local.

Vous aimez les défis techniques et la liste n'est pas encore assez longue pour vous ? Il reste plusieurs problèmes à affronter. Par exemple, le contrôle de congestion. Il n'a pas à être de bout en bout puisque, dans l'ICN, la communication peut se faire via des éléments intermédiaires (voir par exemple « ConTug: A Receiver-Driven Transport Protocol for Content-Centric Networks »).

On a vu qu'un des intérêts principaux de l'ICN était de permettre la mise en cache automatique par des éléments du réseau, et l'accès au contenu à partir de ces caches. La bonne utilisation de ceux-ci soulève plusieurs questions :

• Placer ces caches sur le chemin des données (on-path caching), ou bien à côté, avec une redirection, comme avec les CDN actuels (off-path caching) ? Le cache sur le chemin est plus conforme aux principes d'architecture de l'ICN, mais il suppose des équipements capables de suivre tout le trafic, donc très rapides. Et ces équipements seront-ils rentabilisés ? Bien des contenus sont peu accédés et le cache ne servira donc pas autant qu'on ne pouvait l'espérer.
• Combien d'équipements capable de gérer un cache faut-il placer ?
• Comment gérer l'obsolescence ? Un contenu populaire va se trouver stocké dans de nombreux caches distribués un peu partout. Lorsque le contenu est modifié, ces caches auront une information obsolète. Il y a plusieurs approches pour ce problème. On les classe en général en approches directes, où l'information est stockée dans le NDO lui-même (par exemple une date d'expiration, après laquelle il faudra virer le contenu du cache), et approches indirectes, où on re-valide la fraicheur du contenu auprès du serveur original (ce qui suppose que son identité soit marquée dans le NDO). Les approches indirectes permettent de gérer le cas où la date d'expiration n'est pas connue à l'avance. Notez qu'un système où le nom change avec le contenu (comme les ni: du RFC 6920) ne résout pas le problème : il faut maintenant un mécanisme pour informer les clients du nouveau nom.

Les administrateurs réseau sont habitués à des outils comme ping et traceroute pour tester et déboguer leur réseau. Comment feront-ils avec l'ICN ? C'est un autre défi. Étant donné que ping et traceroute ne sont apparus que de nombreuses années après IP, on peut prévoir que, pendant un certain temps, les administrateurs des réseaux ICN souffriront du manque d'outils adaptés.

Quelles applications utiliseront l'ICN, si tous ces défis sont relevés, et avec succès ? Le RFC se termine par une liste d'applications potentielles (cf. RFC 7476) :

• Le Web semble un candidat évident, le paradigme « tout n'est qu'accès à du contenu » collant à peu près à une partie des usages du Web (en gros, les utilisations de la méthode HTTP GET). Les noms des NDO remmplaceront-ils les URI ? Il n'est pas évident que tous les usages du Web (POST, PUT, et autres méthodes utilisées par les applications REST) s'adaptent aussi bien à l'ICN.
• La vidéo est typiquement un domaine où la pure consommation (on se contente d'accéder à du contenu) est très répandue. Elle semble donc un autre bon candidat pour l'ICN. Un autre document du groupe de recherche ICN de l'IRTF, le RFC 7933, étudie plus en détail cette application.
• Et l'Internet des Objets ? L'article de Baccelli, E., Mehlis, C., Hahm, O., Schmidt, T., et M. Waehlisch, « Information Centric Networking in the IoT: Experiments with NDN in the Wild » étudie ses liens avec l'ICN. Par exemple, bien des applications IoT reposent sur un modèle PUSH, où l'objet envoie des données à son rythme, pas en réponse à une requête. Un tel modèle ne s'adapte pas bien à l'ICN.

Une conclusion personnelle ? Il y a plein d'idées intéressantes dans l'ICN, et c'est donc un sujet de recherche utile, malgré la prémisse de départ (« tout est accès au contenu ») qui est fausse.

Combien d'adresses IPv6 faut-il permettre à une machine qui se connecte ? « Une » est évidemment le minimum mais est-ce suffisant ? Non, explique ce RFC qui recommande aux opérateurs et FAI de permettre aux machines de s'allouer autant d'adresses IPv6 qu'elles en ont besoin.

IPv6 est juste une nouvelle version d'IP. Ce n'est pas un nouveau protocole. Néanmoins, la taille bien plus importante de son espace d'adressage a des conséquences qui sont souvent oubliées par les administrateurs de réseaux. Ainsi, il est fréquent que la gestion des réseaux soit faite en limitant chaque machine à une seule adresse IPv6. En IPv4, il n'y a évidemment pas d'autre choix possible, en raison de la pénurie d'adresses publiques. Mais en IPv6, il n'y a aucune raison de se limiter, et beaucoup de raisons de permettre davantage d'adresses. Bref, bien qu'IPv6 ne soit pas complètement nouveau, cela ne veut pas dire que les bonnes pratiques IPv4 s'appliquent directement à IPv6.

Il est banal de faire remarquer que les adresses IPv6 sont, en pratique, illimitées. Un simple lien réseau (numéroté avec un préfixe de 64 bits) offre quatre milliards de fois plus d'adresses que tout l'Internet IPv4 ! Il n'est donc pas du tout obligatoire de rationner. IPv6 est conçu depuis le début (section 2 de notre RFC) avec l'idée que chaque machine (et même chaque interface réseau de chaque machine) aura plusieurs adresses IP (par exemple, une adresse locale au lien, une adresse publique stable, et au moins une adresse temporaire du RFC 8981). Et toutes les mises en œuvre d'IPv6 existantes gèrent cela correctement.

Mais quel est l'intérêt de permettre plusieurs adresses ? La section 3 de ce RFC répond à la question :

• Cela permet d'utiliser les adresses temporaires citées plus haut, pour améliorer la protection de la vie privée (RFC 8981).
• Cela simplifie l'adressage si la machine a plusieurs processeurs séparés (par exemple, dans les mobiles, le processeur « normal » et celui de bande de base), surtout s'ils partagent une connexion (cas du I-WLAN).
• Cela facilite le partage de connexion (tethering), la machine partageuse ayant alors plusieurs adresses à prêter. (Voir les RFC 6459 et RFC 7278 pour le cas de 3GPP.)
• Cela facilite l'hébergement de machines virtuelles (ou de containers) sur chaque machine, chacune pouvant avoir sa propre adresse publique.
• Cela simplifie le déploiement de mécanismes de co-existence IPv4<->IPv6 comme 464XLAT (RFC 6877).
• Cela permet des solutions fondées sur la séparation de l'identificateur et du localisateur comme l'ILA (décrite dans le document draft-herbert-nvo3-ila).
• Cela permettra des nouveaux concepts d'adressage, inimaginables en IPv4, comme le fait de donner une adresse IP à chaque application (cf. TARP, « Transient Addressing for Related Processes: Improved Firewalling by Using IPv6 and Multiple Addresses per Host » par Gleitz et Bellovin).

Et quels sont les problèmes si on ne fait pas ce que recommande ce RFC ? La section 4 les liste. Évidemment, si ajouter des adresses IP est complètement impossible, on est fichus. Et si la connexion au réseau permet d'ajouter des adresses IPv6 mais que cela nécessite une action explicite (par exemple via l'interface Web de l'hébergeur) ? Cela entraine :

• Délai supplémentaire avant de déployer un nouveau service sur la machine,
• Risque qu'un problème survienne au cours de l'opération (tiens, c'était juste le jour où l'interface Web a un problème),
• Complexité car il faut gérer une action en plus (pour laquelle il n'y a pas de mécanisme normalisé.)

Pourquoi les opérateurs restreindraient-ils ainsi l'obtention d'adresses IPv6 supplémentaires ? Par pur sadisme ? Non, il peut y avoir des raisons objectives :

• Limites du matériel (TCAM limité en taille),
• Souhait de garder une cohérence avec le style IPv4 (une adresse IP par machine, qui peut servir d'identificateur simple),
• Volonté de faire payer par tous les moyens possibles, y compris par adresse IPv6 supplémentaire.

Avec le temps, il faut espérer que les limites matérielles reculent et que la raison business (faire payer) soit rejetée par les utilisateurs (ils peuvent la contourner, par exemple en faisant du NAT, ce qui serait un comble pour IPv6).

À propos de NAT, est-ce que c'est une bonne stratégie pour résoudre le problème d'un opérateur qui ne laisserait pas assez d'adresses IPv6 à ses clients (section 5 du RFC) ? Les problèmes et limites du NAT sont bien connus (RFC 2993). Les applications sont plus complexes (car leurs programmeurs doivent déployer des trésors d'ingéniosité pour contourner le NAT), la gestion de la durée de vie des correspondances entre adresses dans le routeur NAT est pénible (quel intervalle entre les paquets d'entretien de la connexion ?), etc. C'est pour cela que le NAT sur IPv6 est très déconseillé (RFC 5902).

Ce n'est pas faute de mises en œuvre (le NAT66 est dans Linux depuis 2012...), un vendeur de virtualisation l'a aussi développé, précisement pour contourner ce manque d'adresses IPv6 allouées, mais il n'est pas souhaitable que cela continue. Le but d'IPv6 est d'avoir une vraie connectivité de bout en bout, qui ne soit limitée que par des choix délibérés (Alice ne veut plus parler à Bob), pas par des limites techniques inutiles.

Et si l'opérateur du réseau où se connecte la machine a été convaincu par ce RFC, et veut permettre à ses clients d'allouer les multiples adresses IPv6 dont ils ont besoin, quels sont les mécanismes techniques dont il dispose pour cela ? La section 6 les couvre :

• Naturellement, le moyen le plus simple est d'utiliser SLAAC (RFC 4862) : les routeurs annoncent les préfixes IP publics et chaque machine forme des adresses à volonté en utilisant ces préfixes. Comme SLAAC impose de détecter les éventuelles collisions, avant d'utiliser une adresse (RFC 4862, section 5.4), le risque que deux machines se retrouvent avec la même adresse est nul. C'est évidemment encore mieux si chaque machine a son propre préfixe /64, elle n'a même plus à tester les collisions.
• On peut utiliser DHCP (RFC 8415). Le protocole permet de continuer à réclamer des adresses.
• Et il y a aussi la délégation de préfixes IPv6 via DHCP (RFC 8415). Cela permet d'envoyer un /64 à chaque client, dont il fera ce qu'il voudra.

Un tableau à la fin de la section 6 résume les forces et faiblesses de chaque solution.

Au fait, combien d'adresses exactement peut-on s'attendre à voir sur une seule machine ? La section 7 se lance dans la spéculation. Les adresses « vie privée » du RFC 8981 peuvent consommer jusqu'à huit adresses en même temps. Avec une demi-douzaine de services réseau, et une demi-douzaine de machines virtuelles (ou de containers) hébergés, avoir vingt adresses sur une seule machine peut donc être raisonnable. Mais, bien sûr, il est difficile de prévoir les usages futurs et, en pratique, ce sera peut-être bien plus.

Allez, c'est presque fini, la section 8 du RFC synthétise les recommendations officielles :

• Il est recommandé que les hébergeurs et FAI qui déploient IPv6 permettent aux client d'avoir plusieurs adresses IP par machine.
• Il est également recommandé qu'il n'y ait pas de limite stricte au nombre d'adresses utilisables.
• Il est recommandé que cette allocation d'adresses supplémentaires puisse se faire sans requête explicite à l'hébergeur ou FAI.

Ces recommandations, si elles sont suivies, auront quelques conséquences pratiques (section 9). Par exemple, elles ne permettent pas de garder trace de quelles adresses sont utilisées par quelle machine. (Alors qu'avec une demande d'allocation explicite, par exemple par le biais d'une nouvelle interface virtuelle, comme c'est le cas actuellement chez Gandi, ce suivi est possible.) C'est ennuyeux si on veut remonter d'une adresse IP qui pose un problème (par exemple parce qu'il a téléchargé Les tortues Ninja) à son propriétaire. Une solution de remplacement est de superviser le réseau et de relever les réponses NDP, permettant ainsi de se constituer une base de la relation entre les adresses IP et les adresses MAC. Le logiciel NDPMon permet de faire cela. (On peut aussi interroger les commutateurs en SNMP, pour avoir un résultat analogue.) Les auteurs du RFC notent que tous leurs employeurs ont déjà un tel système en place, et ils citent plusieurs gros campus universitaires qui font de même, ce qui montre le caractère réaliste de la proposition.

Puisqu'on parle de sécurité, il faut noter que de ne pas permettre officiellement aux machines de s'attribuer des adresses IP supplémentaires ne signifiera pas qu'elles ne le feront pas. Si on n'a pas de sécurité dans la couche 2 (cf. RFC 7039), les machines peuvent toujours se configurer ce qu'elles veulent. En outre, si le mode d'allocation est DHCP, les efforts actuels pour améliorer la vie privée des utilisateurs de DHCP (RFC 7844) vont de toute façon diminuer l'intérêt de DHCP pour la sécurité.

Autre problème pratique pour les administrateurs réseau, les limites du matériel. Si un commutateur connecte mille machines, sa table de correspondance adresses IP <-> adresses MAC aura mille entrées. Si chaque machine s'alloue dix adresses, cette table devra stocker dix mille entrées. Le commutateur a-t-il cette capacité ? S'il ne l'a pas, on risque des pertes de connectivité. Certes, le matériel va évoluer. Mais il existe une autre solution, suggérée par notre RFC : utiliser un préfixe IP par machine. Ainsi, le commutateur n'aura à gérer qu'une seule entrée par machine, quel que soit son nombre d'adresses. Évidemment, cela consommera davantage d'adresses IPv6, et cela compliquera un peu la gestion des adresses. Cette proposition est donc légèrement plus sujette à controverse que la principale (permettre plusieurs adresses par machine) qui, elle, est largement reconnue comme justifiée.

L'IETF se vante souvent de ne pas croire au blabla des marketeux, mais uniquement au code qui tourne. Comme le dit fièrement sa devise, « We believe in rough consensus and running code ». Mais, en pratique, les normes produites et publiées en RFC ne contiennent pas toujours la mention d'une mise en œuvre effective de cette norme. Parfois, c'est parce qu'il n'y en a pas (contrairement à une légende tenace, ce n'est nullement une obligation pour la publication d'un RFC). Parfois, c'est parce qu'elle n'est pas mentionnée. Avant la publication d'un RFC, lorsque le document est encore un simple Internet-Draft, la mention de l'existence de programmes mettant en œuvre le protocole ou le format décrit est facultative. Ce RFC propose de formaliser et d'encourager cette mention. Son prédecesseur, le RFC 6982 avait lancé l'idée, comme une expérimentation. Elle a été un grand succès et ce nouveau RFC passe donc au stade supérieur : publier l'état des implémentations d'un draft est désormais une Bonne Pratique (BCP, « Best Common Practice »).

Cela ne concerne que les Internet-Drafts, pas les RFC. En effet, les RFC sont stables (jamais modifiés) alors que les URL pointant vers un programme ne le sont pas : un programme peut être abandonné, plus maintenu, on peut se retrouver avec des 404, etc. Donc, un RFC n'est pas le bon endroit pour stocker un catalogue de mises en œuvre d'un protocole. Ce RFC 7942 ne vise que les Internet-Drafts, afin d'aider à l'évaluation d'une proposition. La section décrivant les mises en œuvre est donc typiquement supprimée lors de la publication du RFC. Comparez par exemple le draft-ietf-dnsop-qname-minimisation (dont la section 8 décrit les mises en œuvre existantes) avec le RFC 7816 (qui n'a plus cette section).

Le concept de running code est décrit dans le Tao (cf. RFC 4677 et RFC 6722). Il synthétise l'approche pragmatique de l'IETF : une norme qui n'est pas mise en œuvre ne sert à rien. Malgré cela, bien des RFC n'ont jamais connu la moindre mise en œuvre. En effet, ce principe général du running code n'a jamais été traduit dans une exigence formalisée et globale pour les auteurs de RFC. Il existe par contre des règles locales. Ainsi, la Routing Area de l'IETF (les groupes de travail qui normalisent les protocoles de routage) a longtemps demandé (RFC 1264) au moins une mise en œuvre avant la publication d'un RFC sur le chemin des normes. Le RFC 4794 a supprimé cette règle, qui reste appliquée par certains groupes de la Routing Area comme IDR. À noter qu'avant le RFC 6982, il y avait déjà des compte-rendus de mise en œuvre (implementation reports) qui étaient des documents séparés, racontant des expériences concrètes de développement.

Notre RFC 7942 n'impose pas une règle (la section Implementation Status reste facultative), mais il encourage fortement à formaliser une section dans les Internet-Drafts, qui permettra de documenter les mises en œuvre connues. L'idée est que les Internet-Drafts ayant cette section seront examinés avec plus de bienveillance, sans toutefois qu'elle soit obligatoire.

La section 4 du RFC fait la liste de tous les avantages qu'il y a à indiquer ces mises en œuvre dans l'Internet-Draft : meilleure information pour la prise de décision (aussi bien sur la publication de l'Internet-Draft que sur le statut du futur RFC), encouragement aux tests d'interopérabilité, possibilité (lorsque le code est publié) de mieux comprendre le protocole (beaucoup de programmeurs préfèrent lire le source plutôt que le RFC mais attention, la référence doit rester le RFC, le code n'est pas une spécification), et enfin assurance que telle fonction du RFC peut effectivement être mise en œuvre. C'est en effet souvent le cas (par exemple lors de la discussion qui a mené au RFC 5155) que certaines personnes affirment que la technologie envisagée est tout simplement trop complexe pour être programmée. L'existence d'un programme qu'on peut tester permet de d'assurer que, si, la technologie est réaliste (bien d'autres SDO produisent sans hésiter des technologies impossible à programmer dans des conditions raisonnables).

Cette section, « Implementation status » est décrite en section 2 de ce RFC. Elle est située vers la fin (comme l'actuelle - et obligatoire, elle - « Security considerations ») et peut comporter les points suivants :

• Une description du programme,
• L'organisation qui a développé le programme,
• Un URL pour le téléchargement du programme, et les conditions de la licence (comme tous les points situés ici, il est facultatif : toutes ces mises en œuvre d'une norme IETF ne seront pas forcément en logiciel libre, ni même publiquement accessibles),
• Le niveau de maturité du programme (une preuve que ça marche, vite faite en un week-end pour tester l'Internet-Draft, n'est pas la même chose qu'une version 1.0 testée et polie),
• Le taux de couverture de la spécification par le programme (des mises en œuvre expérimentales peuvent sauter les parties les plus difficiles de la spécification...).

Cette section peut aussi indiquer l'expérience tirée de cette mise en œuvre, ainsi que des informations sur l'interopérabilité, au cas où plusieurs mises en œuvre existent. Les présidents des groupes de travail sont explicitement chargés de vérifier que cette section ne dégénère pas en simple marketing pour le produit d'un vendeur. Notre RFC propose aussi un texte standard d'avertissement (« boilerplate ») à inclure au début de cette section « Implementation status ».

D'autres endroits que l'Internet-Draft lui-même auraient pu être utilisés pour informer sur les mises en œuvre existantes. Le RFC suggère (section 3) de passer au wiki de l'IETF lorsque la liste des programmes devient trop longue, lorsqu'il semble préférable que cette liste soit maintenue par les implémenteurs plutôt que par les auteurs de l'Internet-Draft, lorsque le groupe de travail maintient activement un wiki, ou enfin lorsque la liste en question semble utile, même après la publication en RFC (pour indiquer le niveau d'adoption par les programmeurs). Dans tous ces cas, il est bon d'indiquer l'URL du wiki en question dans l'Internet-Draft.

De très nombreux Internet-Drafts incluent désormais une telle section Implementation Status, « bien trop pour qu'on puisse les compter », note l'IESG dans son approbation de ce document. Quelques exemples d'Internet-Drafts qui incluent actuellement cette section : draft-ietf-dnsop-nxdomain-cut ou draft-ietf-dane-openpgpkey.

Le principal changement par rapport au RFC précédent, le RFC 6982 est un changement de statut. On passe de « expérimental » à « Bonne Pratique », reflétant le succès de cette expérience. Autrement, il n'y a que des changements de rédaction, rien de crucial.

Parmi les nombreuses techniques de coexistence d'IPv4 et IPv6, l'ex-groupe de travail Behave développait un mécanisme de traduction permettant à une machine IPv6 de communiquer avec une machine v4 et réciproquement. Une des pièces de ce mécanisme (désormé transféré au groupe de travail v6ops) est l'algorithme de traduction, présenté dans ce RFC 7915. (Il remplace l'ancien RFC 6145, avec assez peu de changements.)

Ce nouveau mécanisme de traduction entre IPv4 et IPv6 s'inscrit dans le cadre décrit dans le RFC 6144. Il vise à remplacer « NAT-PT » (RFC 2765 et RFC 2766), officiellement retiré, après n'avoir eu aucun succès.

Plus spécifiquement, notre RFC 7915 est la version sans état du traducteur, c'est-à-dire que le traducteur peut traiter chaque paquet indépendamment des autres. Le traducteur n'a pas de table des flots en cours. S'il redémarre et perd toute mémoire, pas de problème, il peut immédiatement reprendre son travail. Cette technique permet notamment le passage à l'échelle : un traducteur d'adresses peut gérer un très grand nombre de clients sans épuiser sa mémoire. Et on peut mettre plusieurs traducteurs en parallèle, sans coordination entre eux : les paquets d'un même flot peuvent passer par des traducteurs différents. Mais cette technique a aussi quelques inconvénients comme le fait que les fragments ICMP ne seront pas traduits. Il existe donc également une version avec état du nouveau mécanisme, normalisée dans le RFC 6146. La section 1.3 discute plus en détail ces deux possibilités, avec ou sans état.

Donc, le NAT64 (son nom non officiel) vise à traduire des adresses IP entre deux réseaux, l'un v4 et l'autre v6. Comme notre RFC 7915 ne traite que le cas sans état, les adresses doivent être converties de manière purement algorithmique, sans référence à leur histoire (cf. RFC 6052, et la section 6 de ce RFC, pour ces algorithmes).

Dit comme ça, cela a l'air simple mais la traduction entre deux protocoles différents porte pas mal de pièges. Ainsi, les en-têtes de paquet n'ont pas la même taille en v4 (20 octets ou plus) et en v6 (40 octets, fixe), ce qui fait que des problèmes de MTU peuvent se poser (section 1.4). Le traducteur doit se comporter comme un routeur, donc fragmenter les paquets trop gros (en IPv4) ou retourner un message ICMP « Packet too big ».

La section 4 du RFC décrit en détail les opérations que doit faire le traducteur depuis IPv4 vers IPv6 (rappelez-vous que la traduction des adresses v4 en v6 est essentiellement dans le RFC 6052, section 2). Il y a des détails que ne connaissent pas les routeurs NAT44, qui se contentent de changer adresses et ports. En effet, ici, il faut traduire tout l'en-tête. Je ne vais pas résumer complètement cette section, juste pointer quelques pièges possibles. Ainsi, les en-têtes n'étant pas les mêmes en v4 et en v6, notre RFC doit spécifier quoi en faire. Certains cas sont évidents (comme le champ Longueur), d'autres moins. Ainsi, le champ TOS de IPv4 doit être copié verbatim dans le champ Traffic Class de IPv6. Mais le traducteur doit aussi offrir une option pour ignorer le TOS et mettre systématiquement zéro comme Traffic Class. Le champ TTL de IPv4 doit être copié dans Hop limit mais après avoir été décrémenté (rappelez-vous que le traducteur est un routeur).

La vraie difficulté n'est pas tellement dans la traduction d'IP que dans celle d'ICMP. En effet, le paquet ICMP contient le début du paquet IP qui a motivé son envoi, et ce début de paquet doit être traduit, également, sans quoi le destinataire du paquet ICMP n'y comprendra rien (par exemple, sans traduction ICMP, il recevrait en IPv6 un paquet ICMP dont le contenu est un paquet IPv4...). Notre RFC détaille donc les traductions à faire pour tous les modèles de paquets ICMP.

Le traducteur doit aussi veiller au champ Type d'ICMP, dont les valeurs sont différentes entre IPv4 et IPv6 (par exemple, Echo Reply est 0 en v4 et 129 en v6). Certains types n'ont pas d'équivalent (comme les types Timestamp ou Address Mask d'ICMPv4, absents d'ICMPv6) et le paquet ICMP doit donc être abandonné.

Enfin, le traducteur doit aussi prendre en charge les en-têtes de la couche 4 car la traduction des adresses peut ne pas être neutre pour la somme de contrôle (section 4.5) et il peut donc être nécessaire de recalculer cette dernière.

Et en sens inverse ? La section 5 décrit la traduction d'IPv6 vers IPv4. On retrouve TOS et Traffic Class, les problèmes de MTU et de fragmentation, et la traduction des messages ICMP.

La section 6 de notre RFC, une nouveauté depuis le RFC 6145, revient sur les algorithmes de correspondance entre les adresses IPv4 et IPv6. Les algorithmes obligatoires sont décrits dans le RFC 6052, mais un traducteur peut en ajouter d'autres.

Les problèmes de MTU et de fragmentation sont des cauchemars habituels sur l'Internet, notamment en raison d'équipements intermédiaires (typiquement des pare-feux) programmés avec les pieds par des anonymes, ou bien configurés n'importe comment, et qui bloquent les paquets ICMP, voire les modifient, en ignorant complètement le RFC 4890. Les traducteurs v4<->v6 auront donc ce problème, comme tant d'autres techniques utiles. La section 7 doit donc se pencher sur le traitement des paquets ICMP Packet too big qui signalent normalement que la MTU est plus réduite que ne le croit l'émetteur et qu'il faut fragmenter. Comme ces paquets sont parfois interceptés, voire modifiés, par des machines gérées par des incompétents, le traducteur doit donc parfois faire des efforts spécifiques. Si les paquets sont interceptés, la détection de la MTU du chemin n'est plus possible (RFC 2923) et il ne restera plus que la solution du RFC 4821 (faire faire le travail par les couches supérieures).

Rien n'étant parfait en ce bas monde, les traducteurs NAT64 vont aussi introduire de nouvelles questions de sécurité. La section 8 tente de prévoir lesquelles mais reste optimiste en considérant que la plupart des problèmes existent déjà dans IPv4 ou dans IPv6. Ainsi, comme avec le NAT traditionnel, l'authentification des paquets par IPsec (RFC 4302) ne marchera pas.

Pour les gens qui aiment bien les exposés concrets, avec des 0 et des 1, l'annexe A explique en grand détail le processus de traduction avec un réseau simple d'exemple, connectant le réseau traditionnel 198.51.100.0/24 et le réseau nouveau 2001:db8::/32, via un traducteur. Deux machines, H4 et H6, Alice et Bob du NAT64, vont tenter de communiquer. Le traducteur utilise le préfixe 2001:db8:100::/40 pour représenter les adresses IPv4 et 192.0.2.0/24 pour représenter les adresses IPv6. Ainsi, H6, qui a l'adresse 2001:db8:1c0:2:21:: est représenté en v4 par 192.0.2.33. H4 a l'adresse 198.51.100.2. Une fois le routage correctement configuré pour passer par le traducteur, suivez le RFC pour voir le trajet des paquets et les opérations qu'ils subissent, dans le cas où c'est H6 qui initie la connexion, et dans le cas inverse.

Au moins deux mises en œuvre existent déjà, faite par Ecdysis/Viagénie (avec état) et Tayga (sans état, mais nettement plus simple, d'après ses utilisateurs). Pour compenser l'absence de traduction avec état chez Tayga, on peut, sur Linux, le coupler avec SNAT/MASQUERADE (merci à Guillaume Leclanché pour sa suggestion).

Quels sont les changements entre ce mécanisme et celui du RFC 6145 ? Rien de dramatique. Ils sont résumés en section 2. Certains traitent les bogues détectées dans l'ancien RFC. D'autres changements tiennent compte du conseil actuel qui est de ne plus compter sur les « fragments atomiques » du RFC 6946 (ils ont même été franchement abandonnés avec le RFC 8021.)

Pour réfléchir à la grande question « avec état ou sans état », un article « pro-état » : « Stateless NAT64 is useless ».

Autrefois, la configuration des routeurs était relativement statique. On indiquait la politique de routage (le coût de tel ou tel lien, par exemple), les préfixes IP, les pairs BGP, parfois des routes statiques, et le routeur parlait avec ses copains routeurs, construisant ses tables qu'il allait ensuite utiliser pour la transmission des paquets. La configuration n'était pas modifiée tous les jours et quand c'était nécessaire, on se connectait à tous les routeurs qu'il fallait changer et on modifiait la config. Dans les organisations plus modernes, on édite la config, on la commite dans un VCS et on la pushe vers les routeurs avec Ansible ou un truc équivalent. Aujourd'hui, même cela ne suffit pas, on voudrait être plus agile. On voudrait modifier la configuration des routeurs à peu près en temps réel, pour répondre à des considérations de business (créer un nouveau service pour un client, profiter de variations de prix chez les transitaires...) ou à des problèmes de sécurité (déployer des filtres subtils). Cette exigence nécessite une interface vers le routeur, utilisable par des programmes. C'est le projet I2RS, Interface To the Routing System. Ce premier RFC du groupe de travail décrit précisement le problème qu'on essaie de résoudre. (Notez que le buzzword SDN n'apparait pas une seule fois dans ce RFC...)

C'est que les réseaux modernes sont grands et complexes : il n'est plus possible de faire les choses à la main en se connectant sur chaque routeur isolément. Il faut donc automatiser, et il faut donc qu'un programme puisse se connecter aux routeurs et changer leurs configurations. Cela se fait bien sûr depuis longtemps (cf. Rancid et l'exposé de Joe Abley à NANOG et l'annexe A de notre RFC qui liste les solutions existantes), mais, en l'absence d'interface normalisée, c'était assez pénible à programmer et maintenir. Il s'agit donc de standardiser ce qui existe déjà, ce qui ne devrait pas être une tâche insurmontable.

La terminologie utilisée par I2RS est décrite dans un autre RFC, le RFC 7921. Pour le résumer (section 2 du RFC) : le routeur contient un agent I2RS, qui sait parler aux différents composants du routeur (sa base de données indiquant les différents liens connectés, son système de gestion de la configuration, sa base de routes - RIB, etc). Le logiciel qui pilote les changements est le client I2RS. Il y aura sans doute un seul client pour beaucoup d'agents, installé dans le système de gestion du réseau. Entre le client et l'agent, le protocole I2RS, qui sera normalisé dans les futurs RFC du groupe de travail I2RS. A priori, le client sera juste un intermédiaire pour des applications qui piloteront le routage (le but du découplage client/application étant d'éviter que chaque application doive parler I2RS : elles pourront interagir avec le client au-dessus d'un protocole plus classique comme REST).

Pour que le client puisse parler intelligemment à l'agent, il devra avoir en tête un modèle de données décrivant le routeur, ce qu'il sait faire, ce qu'on peut lui demander.

La section 3 de notre RFC présente la nécessité de ce modèle de données. Un tel modèle avait déjà été développé pour le projet ForCES (RFC 3746), en se focalisant sur la transmission, alors que I2RS est surtout intéressé par le routage (le plan de contrôle, accès à la RIB, etc).

Comme le note la section 4, un logiciel qui voudrait vraiment donner des instructions au routeur devrait apprendre la topologie du réseau, quels sont les liens physiques ou virtuels auxquels le routeur est connecté, leur état, etc. C'est évidemment le routeur qui connait le mieux cette information et il est donc nécessaire de lui demander.

L'application aura souvent besoin de connaitre en outre le trafic réellement échangé. IPFIX (RFC 5470) est certainement utilisable pour cela, si l'application peut le configurer dynamiquement.

Enfin, la section 5 rassemble les « points divers ». Elle rappelle qu'I2RS n'impose pas forcément le développement d'un nouveau protocole ; si un protocole, ou un ensemble de protocoles existant(s) suffit, c'est parfait (l'annexe A du RFC propose des pistes en ce sens). Mais la solution doit penser à :

• Permettre des opérations asynchrones : pas question d'attendre la fin d'une opération avant de commencer la suivante.
• Bonne granularité des opérations ; si on veut changer la configuration pour un préfixe IP, il ne faut pas verrouiller tout le routeur.
• Possibilité que plusieurs clients parlent au routeur en même temps, avec le minimum de coordination entre eux.
• Débit maximum élevé ; 10 000 opérations par seconde ne devraient pas être un problème.
• Faible latence ; les opérations simples devraient pouvoir se faire en bien moins qu'une seconde (contrairement à, par exemple, un changement de configuration du routeur avec l'interface CLI des routeurs actuels, où le commit peut être très long).
• Possibilité de filtrer l'information au départ du routeur, pour que l'application n'ait pas à tout récupérer avant le traitement.
• Et, bien sûr, sécurité ; un système mettant en œuvre I2RS va pouvoir modifier la configuration du routeur, ce qui est potentiellement très dangereux. Il faut donc pouvoir authentifier et autoriser les accès.

Voici pour le cahier des charges. L'annexe A propose quelques pistes qui vont en ce sens. À l'heure actuelle, l'interface la plus générale des routeurs est la CLI. Elle permet d'apprendre l'état du routeur et de changer sa configuration. Voici un exemple sur un Juniper :

bortzmeyer@MX-1> show interfaces

...
      
Physical interface: ge-1/1/9, Enabled, Physical link is Up
  Interface index: 177, SNMP ifIndex: 531
  Description: To infinity and beyond
  Link-level type: Ethernet, MTU: 1514, MRU: 1522, Speed: 1000mbps, BPDU Error: None,
  MAC-REWRITE Error: None, Loopback: Disabled, Source filtering: Disabled, Flow control: Enabled,
  Auto-negotiation: Enabled, Remote fault: Online
  Pad to minimum frame size: Disabled
  Device flags   : Present Running
  Interface flags: SNMP-Traps Internal: 0x0
  Link flags     : None
  CoS queues     : 8 supported, 8 maximum usable queues
  Current address: 5c:5e:ab:0e:4b:f1, Hardware address: 5c:5e:ab:0e:4b:f1
  Last flapped   : 2016-02-12 11:31:56 CET (22w5d 23:10 ago)
  Input rate     : 672 bps (1 pps)
  Output rate    : 672 bps (1 pps)
  Active alarms  : None
  Active defects : None
  Interface transmit statistics: Disabled

  Physical interface: xe-0/0/2, Enabled, Physical link is Up
  Interface index: 156, SNMP ifIndex: 510
  Link-level type: Ethernet, MTU: 1514, MRU: 1522, LAN-PHY mode, Speed: 10Gbps, BPDU Error: None,
  MAC-REWRITE Error: None, Loopback: None, Source filtering: Disabled, Flow control: Enabled
  Pad to minimum frame size: Disabled
  Device flags   : Present Running
  Interface flags: SNMP-Traps Internal: 0x0
  Link flags     : None
  CoS queues     : 8 supported, 8 maximum usable queues
  Current address: 5c:5e:ab:0e:4b:72, Hardware address: 5c:5e:ab:0e:4b:72
  Last flapped   : 2016-07-07 14:28:31 CEST (1w6d 21:11 ago)
  Input rate     : 0 bps (0 pps)
  Output rate    : 0 bps (0 pps)
  Active alarms  : None
  Active defects : None
  PCS statistics                      Seconds
    Bit errors                             0
    Errored blocks                         1
  Interface transmit statistics: Disabled

...
    

Ce shell n'est pas normalisé : chaque marque de routeur a le sien. Comme l'information retournée n'est pas structurée, si on veut la traiter depuis un programme, il faut faire du scraping, ce qui est pénible et peu gratifiant (d'autant plus que le « format » peut changer sans prévenir lors de la sortie d'une nouvelle version du système d'exploitation du routeur).

Les routeurs ont aussi des interfaces reposant sur un protocole et des données structurées. La plus connue est SNMP. SNMP est très utilisé pour récupérer de l'information (état des interfaces, quantité de trafic qui passe) mais, bien qu'il permette en théorie la configuration des équipements réseau, en pratique, cette possibilité a été très peu utilisée. Les raisons de cette non-utilisation sont nombreuses (complexité, absence de sémantiques avancées comme le regroupement de plusieurs changements dans une « transaction » unique, sur laquelle on peut revenir globalement, etc). SNMP ne semble donc pas envisageable pour I2RS.

Enfin, cette annexe A cite Netconf comme étant sans doute la solution disponible la plus proche, même si elle n'est pas parfaite et aurait besoin d'être complétée (voir les travaux en cours dans le RFC 7921).

Dans le futur, nous répètent les consultants, il y aura partout dans nos maisons, bureaux et usines, des petits objets électroniques connectés à l'Internet. C'est le fameux Internet des Objets. Ces choses serviront à mesurer le monde et à le modifier et poseront donc des problèmes de sécurité. Par exemple, sans précautions particulières, un capteur dans une usine qui envoie en Wi-Fi les informations qu'il récolte permettrait à un écoutant indiscret, même situé en dehors de l'usine, de surveiller l'activité de celle-ci. Il va donc de soi qu'il faut utiliser de la cryptographie dans ces objets. Mais celle-ci est parfois coûteuse en ressources machine, et ce nouveau RFC propose donc des profils du protocole TLS, limitant les options possibles de façon à économiser les ressources des objets.

Ces objets sont en effet contraints au sens du RFC 7228. Un TLS complet serait trop pour eux. Bien sûr, on pourrait concevoir des protocoles cryptographiques spécialement conçus à leur intention mais il faudrait développer, valider et déboguer ces protocoles et l'expérience de la cryptographie sur l'Internet montre que c'est beaucoup plus difficile que ça n'en a l'air. D'où le choix d'utiliser TLS (RFC 5246), protocole connu et éprouvé.

Notons au passage que, contrairement à ce que dit le RFC, le principal danger que pose l'Internet des Objets ne vient pas forcément d'un tiers inconnu : presque toute la domotique actuelle fonctionne avec le cloud, toutes les données récoltées étant envoyées sur les serveurs du vendeur, qui peut en faire ce qu'il veut. Chiffrer le trafic entre l'objet et ces serveurs ne comble pas cette énorme faille de sécurité.

Les profils de TLS (et de DTLS, son équivalent pour UDP, cf. RFC 6347) spécifiés dans ce RFC peuvent s'appliquer aux communications utilisant CoAP (RFC 7252) comme à celles utilisant d'autres protocoles applicatifs. Ce sont des profils, des restrictions de TLS, et ils n'introduisent donc pas un nouveau protocole, ni même de nouvelles extensions à ces protocoles.

Par exemple (section 4.4), ce RFC impose que, si on authentifie avec un certificat, les certificats X.509 utilisent ECDSA uniquement. (Gérer tous les algorithmes possibles dans un objet contraint serait trop coûteux, par exemple en occupation de la flash.) Au revoir, RSA, donc.

Toujours sur les certificats, le profil abandonne OCSP (RFC 6960) et les CRL (qui ne marchent guère, en pratique) : la révocation des certificats devra se faire uniquement par le biais d'une mise à jour du logiciel de l'objet.

Toujours concernant la cryptographie, ce RFC impose (section 13) de n'utiliser que des suites de chiffrement intègres (AEAD) comme TLS_ECDHE_ECDSA_WITH_AES_128_CCM_8 (AES avec CCM, cf. RFC 7251).

Comme l'utilisation de TLS dans ces objets contraints est récente, il n'y a pas trop à se préoccuper de la base installée. On peut donc décider de ne jamais gérer des trucs trop anciens. C'est ainsi que la version minimale de TLS acceptée dans les profils de ce RFC est la 1.2 (section 18).

Il y a quelques points où ce RFC rend obligatoire des fonctions qui étaient optionnelles dans TLS, parce qu'elles sont cruciales pour des objets contraints. C'est le cas de la reprise de session TLS précédente, qui permet d'éviter de refaire des opérations cryptographiques coûteuses à chaque démarrage. Par contre, certaines fonctions sont déconseillées, comme la compression, coûteuse et sans doute inutile dans l'Internet des Objets où les protocoles sont déjà optimisés pour réduire la taille des données échangées. (En outre, il existe de bonnes raisons de sécurité de couper la compression TLS, RFC 7525, section 3.3.) Idem pour la renégotiation du RFC 5746, qui est exclue.

Un problème courant en cryptographie est celui de la génération de nombres aléatoires (TLS en utilise plusieurs). Il est encore plus aigu dans l'Internet des Objets car ces objets n'ont souvent pas beaucoup de sources d'entropie (section 12 du RFC). Pas de disque dur mobile, pas de clavier, pas de souris dont les mouvements sont partiellement aléatoires. Il y a donc un risque élevé que tous les objets identiques génèrent les mêmes nombres « aléatoires ». Bref, il faut que les développeurs fassent très attention aux conseils du RFC 4086.

Autre manque des objets contraints, celui d'une horloge fiable. Pour des opérations comme la validation de la non-expiration d'un certificat, cela peut être très gênant.

Les objets contraints sont... contraints de bien d'autre façon, comme en puissance du processeur. Cela peut rendre certaines opérations cryptographiques irréalistes en logiciel. La section 19 du RFC donne des conseils sur la mise en œuvre matérielle de ces opérations :

• Les rendre accessibles au programmeur, pas uniquement au système de base, de manière à ce que la mise en œuvre de TLS puisse bénéficier, par exemple, de l'AES présent dans le matériel, au lieu de devoir le réécrire en moins efficace.
• Mais être souple, car un même algorithme cryptographique peut être utilisé de plusieurs façons. Ainsi, certaines mises en œuvre matérielles d'AES-CCM sont conçues pour Bluetooth avec un numnique de taille fixe, qui n'est pas celle utilisée par TLS, ce qui interdit leur réutilisation.
• Penser à l'agilité cryptographique (la possibilité de changer d'algorithme cryptographique, pour suivre les progrès de la cryptanalyse). Par exemple, il faut se demander comment permettre à ChaCha20 (RFC 8439 et RFC 7905) de remplacer AES dans le futur.

Toujours en cryptographie, la section 20 donne des recommendations sur la longueur des clés. Un point important, et spécifique aux objets, est que les engins déployés restent souvent sur le terrain très longtemps, par exemple dix ans. On ne remplace pas les capteurs, ou l'ordinateur embarqué dans une machine, comme on change d'iPhone ! La longueur des clés doit donc être prévue pour les attaques du futur, pas pour celles d'aujourd'hui.

Les objets dont on parle dans ce RFC sont souvent déployés dans des environnements où les contraintes de vie privée sont fortes. Cela peut être une usine qui ne veut pas que ses processus soient espionnés, ou bien une maison dont les habitants ne veulent pas être surveillés (section 22 du RFC). TLS ne protège pas contre tout et certaines fuites d'information persistent même quand il est utilisé. Elles peuvent venir du protocole TLS lui-même (la reprise de session utilise des informations qui permettent de suivre une machine à la trace) ou bien provenir de métadonnées diverses. Par exemple, s'il existe un capteur de présence qui envoie un message lorsque quelqu'un rentre dans l'appartement, chiffrer ce message ne fait pas gagner grand'chose : une fois qu'un observateur a identifié le capteur de présence, le seul envoi du message suffit à l'informer d'une arrivée. Une vraie protection de la vie privée peut donc nécessiter des méthodes additionnelles comme l'envoi de trafic bidon.

Le RFC se termine en rappelant qu'il est crucial de fournir un mécanisme de mise à jour simple des engins. Les objets de l'Internet des Objets sont souvent de type « je pose et puis j'oublie », sans aucun moyen de mettre à jour leur logiciel. Or, la sécurité peut nécessiter une telle mise à jour, soit pour corriger une bogue dans la bibliothèque TLS, soit pour révoquer des clés et en mettre d'autres. Un exemple d'un mécanisme de mise à jour adapté est LWM2M.

Si vous voulez rire un peu, l'annexe A du RFC précise comment faire tourner DTLS sur... SMS.

Le mécanisme de signalisation d'appels SIP, largement utilisé pour la téléphonie sur IP, dépend de serveurs stables et connectés en permanence (proxies, registrars, etc), pour la mise en relation des participants. Une solution entièrement pair-à-pair est en cours de développement, P2PSIP (peer to peer SIP). Ce nouveau RFC décrit ses concepts et le vocabulaire qu'elle emploie.

C'est en effet le cœur du problème de toute solution pair-à-pair sur l'Internet : le rendez-vous. Comment deux machines pas toujours allumées, pas toujours connectées, coincées derrière des équipements qui leur interdisent les connexions entrantes, peuvent-elles rentrer en relation ? Si Alice appelle Bob via des téléphones SIP, comment faire sonner la machine de Bob, bloquée derrière son routeur NAT ? La solution classique de SIP (RFC 3261) est de d'abord faire correspondre une adresse SIP (appelée AoR pour Address of Record) avec un ou plusieurs URI, qui indiquent les machines à contacter. Ces machines sont des intermédiaires, reliés à l'Internet en permanence, et qui peuvent donc tout le temps recevoir le message INVITE d'établissement de connexion (cf. RFC 3263). L'idée de base du SIP pair-à-pair, P2PSIP, est de remplacer ces intermédiaires, ces relais, par un réseau P2P.

Le mécanisme exact, nommé RELOAD, est spécifié dans le RFC 6940 (notez que le protocole RELOAD peut servir à d'autres applications que SIP). Les machines des utilisateurs s'enregistrent dans une DHT, où les appelants vont trouver le moyen de les contacter. (Par défaut, la DHT utilisée est Chord.)

La section 2 de notre RFC donne une présentation générale de la solution complète. Un réseau pair-à-pair overlay sert à établir la correspondance entre adresses (AoR) et les URI indiquant les moyens de connexion. Ce même réseau sert également à acheminer les messages SIP, si les machines d'Alice et Bob n'arrivent pas à se parler directement (un problème fréquent dans l'Internet ossifié et fermé d'aujourd'hui). Ce réseau overlay de pairs stocke les correspondances, et les duplique sur plusieurs nœuds (comme dans tout réseau pair-à-pair, chaque machine peut faire défection à tout moment). Ce sont les services de base de l'overlay, ceux qui sont absolument indispensables au bon fonctionnement de P2PSIP. Mais certains pairs peuvent accepter de participer à d'autres services, comme un service de répondeur audio, pour les cas où Bob a éteint sa machine (cf. RFC 7374). De même, certains pairs peuvent assurer des services de proxy ou de registrar SIP traditionnel, pour permettre aux clients SIP anciens de se connecter via P2PSIP.

On n'est pas obligé d'être un pair dans ce réseau P2PSIP. Un softphone SIP peut être un simple client, utilisant les services de l'overlay sans y contribuer.

Notez qu'il existe d'autres moyens de faire du SIP sans l'appareil traditionnel des serveurs relais centraux. Ces moyens sont en général limités au réseau local (par exemple les RFC 6762 et RFC 6763).

Le cœur du RFC est sa section 4, qui regroupe les définitions. Je ne vais pas les reprendre ici. La plupart sont classiques dans le monde du pair-à-pair (overlay, peer...). À noter les termes de Node ID (l'identificateur unique d'un pair - RFC 6940, section 4.1) et de peer admission (le mécanisme par lequel on admet un nouveau pair : RELOAD permet un réseau fermé, où il faut montrer patte blanche à un serveur d'inscription avant de rentrer - RFC 6940, section 11.3.)

Ce court RFC ajoute les algorithmes de cryptographie ChaCha20 et Poly1305 à la liste de ceux utilisables dans le protocole TLS.

ChaCha20 (dérivé de l'ancien Salsa20) est un algorithme de chiffrement symétrique et Poly1305 un authentificateur. Tous les deux ont été conçus par Dan Bernstein et sont décrits dans le RFC 8439. (Ce nouveau RFC ne fait que de les adapter à leur usage dans le cas spécifique de TLS.) ChaCha a été utilisé dans BLAKE, la version de ce RFC, ChaCha20 doit son nom au fait qu'il exécute 20 tours (rounds). Quant à Poly1305, c'est un authentificateur de Wegman-Carter. Que fait un authentificateur ? Il prend une clé, un message et fabrique une étiquette. Un attaquant n'a qu'une probabilité infime de produire une étiquette valide.

Les deux algorithmes ont été conçus en pensant surtout à une mise en œuvre en logiciel (AES restant sans doute plus rapide quand on peut utiliser du matériel spécialisé. On trouve des mesures de performance dans cet article de Google ou cet article de Cloudflare.)

Les algorithmes potentiellement concurrents ont des faiblesses : risques de sécurité pour AES-CBC ou RC4 (cf. RFC 7465), problèmes de performance pour les autres algorithmes AEAD comme AES-GCM. Comme RC4, ChaCha20 est un algorithme à flot continu, mais il n'a pas ses failles de sécurité.

Pour le cas de TLS (section 2 du RFC), ChaCha20 et Poly1305 sont utilisés ensemble, pour former un algorithme AEAD (RFC 5116). Son identifiant TLS est AEAD_CHACHA20_POLY1305 et il peut s'utiliser avec les différents algorithmes d'authentification utilisés dans TLS. Par exemple, on peut avoir une session TLS dont la cipher suite est TLS_ECDHE_ECDSA_WITH_CHACHA20_POLY1305_SHA256 ce qui veut dire :

• Échange de clés Diffie-Hellman,
• Algorithme de cryptographie asymétrique (pour l'authentification) ECDSA,
• ChaCha20 et Poly1305 pour chiffrer les données,
• SHA-256 pour condenser.

Ces identifiants ont été ajoutés dans le registre IANA pour TLS.

Quel est le niveau de sécurité du nouvel algorithme ? Son prédécesseur Salsa20 a bénéficié d'analyses de sécurité sérieuses (Salsa20 security et The eSTREAM Portfolio). ChaCha20 traite les failles connues de Salsa. Et il était utilisé dans un des finalistes du concours SHA-3, ce qui lui a valu d'autres examens de près.

Si, en plus de ChaCha20 et Poly1305, on utilise Curve25519 pour la cryptographie asymétrique, on aura une cryptographie tout-Bernstein, ce qui peut aussi amener à se poser des questions.

Et les mises en œuvre ? ChaCha20 est dans OpenSSL depuis la version 1.1.0 (pas encore officiellement publiée, et qui semble encore peu répandue) et dans GnuTLS depuis la 3.4.0. Il existe une liste apparemment à jour des mises en œuvre.

Il est bien connu que le protocole de routage BGP connait fréquemment des « fuites de route » (route leaks). Les forums où les opérateurs discutent sont plein de discussions et d'alertes sur la dernière fuite en cours, il existe un compte Twitter dédié pour les alertes automatiques de fuites, le rapport sur la résilience de l'Internet en France en parle longuement. Bref, le sujet est bien connu. Curieusement, il n'y a pas de définition simple et consensuelle de ce qu'est une fuite. Il en existe en fait plusieurs sortes, et ce nouveau RFC tente de faire le point et de définir rigoureusement les différents types de fuite.

La fuite est en effet un sérieux problème : des routeurs vont recevoir des routes incorrectes et, s'ils les acceptent, le routage normal peut être perturbé, menant à des pannes, ou à du tromboning (paquets IP routés par un chemin bien plus long que l'optimum).

La liste des incidents de routage médiatiquement connus est longue : le détournement de YouTube par Pakistan Telecom, la fuite venue de Malaisie, et bien d'autres décrites dans l'abondante bibliographie de notre RFC (cf. section 1 du RFC). L'IETF travaille depuis longtemps à des solutions techniques à ce problème (notamment via son groupe de travail SIDR) mais, pour résoudre un problème, il vaut mieux bien le comprendre. C'est le travail de ce nouveau RFC, qui tente une taxonomie des fuites.

Donc, d'abord, une (tentative de) définition (section 2 du RFC). Une fuite est la propagation de l'annonce d'une route au-delà de la portée prévue. Ce n'est donc pas la seule annonce qui est le problème, c'est sa propagation. Si le Pakistan veut annoncer les routes de YouTube dans le pays, à des fins de censure, ce n'est pas une fuite de route, mais un détournement délibéré (comme celui de Google Public DNS en Turquie). La fuite a commencé quand Pakistan Telecom a bêtement laissé se propager cette annonce au monde entier.

La définition s'appuie donc sur une politique de routage qui définit « ce qui est prévu ». La politique de routage est décidée par chaque acteur (l'Internet n'a pas de Chef, chacun est maître de sa politique) et mise en œuvre dans la configuration des routeurs, sous forme de règles disant ce qui est accepté et ce qui est refusé. Si les opérateurs ne commettaient jamais d'erreurs, on pourrait dire que ces règles suffiraient à décrire la politique de routage. Mais ils en commettent (par exemple, le transitaire de Pakistan Telecom aurait dû n'accepter de son client qu'un ensemble fini de routes, celles correspondant aux préfixes alloués à Pakistan Telecom et à ses clients). Une fuite de route est donc l'équivalent pour les opérateurs réseau de ce qu'est une bogue pour les programmeurs : « ce n'est pas ce que je voulais, mais c'est ce que j'ai dit ».

La définition de la politique de routage dépend des relations entre acteurs (on n'accepte pas la même chose d'un client, d'un transitaire, d'un pair...) Le RFC cite (section 2) plusieurs études expliquant ces relations compliquées.

Au fait, on a supposé que les « fuites de routes » étaient mauvaises et qu'il fallait les combattre. Mais pourquoi ? Parce qu'elles peuvent mener à des pannes (la route annoncée à tort ne fonctionne pas) ou à des chemins sous-optimaux (un long détour). Cela concerne les fuites accidentelles, de loin les plus nombreuses (il y a davantage de maladroits que de malveillants). Mais il y a aussi des fuites délibérées, provoquées pour faire une attaque par déni de service, ou bien pour forcer le trafic à passer en un point où il pourra être plus facilement surveillé.

C'est pour cela que les gens qui ne chiffrent pas leurs communications avec des arguments du genre « non, mais ça ne sort pas du pays, de toute façon », ont gravement tort. La vulnérabilité du routage fait que leur trafic peut soudainement partir bien plus loin.

Voyons maintenant la classification des fuites (section 3). Le RFC les classe en différents types, identifiés par un numéro. Le type 1 est « virage en épingle à cheveux avec un préfixe complet ». C'est ce qui se produit quand un AS de bordure apprend un préfixe d'un de ses transitaires et le ré-annonce à un autre transitaire (d'où l'épingle à cheveux). Le second transitaire, s'il ne filtre pas les préfixes que peut annoncer son client, risque fort d'accepter la route (préférence donnée aux routes des clients sur celles des fournisseurs) et le trafic sera donc envoyé à l'AS de bordure (qui pourra ou pas le gérer). Ce fut le cas de l'incident Dodo, ainsi que de la fuite en Malaisie citée plus haut.

Le type 2, lui, est « fuite latérale ». Un acteur reçoit une route d'un pair et la transmet à un autre pair. (Voir la conférence de Jared Mauch à NANOG, où il observe qu'il n'est pas facile de détecter automatiquement ces fuites, car les relations entre acteurs peuvent être compliquées.)

L'incident de type 3, lui, se produit lorsque un AS apprend d'un transitaire des routes qu'il annonce à son pair (normalement, on n'annonce à un pair que ses routes à soi). L'exposé de Mauch en cite également des exemples.

Le type 4 est l'inverse : un pair laisse fuir les préfixes d'un pair vers un transitaire. Ce fut le cas de l'incident Moratel contre Google, ou d'un problème frappant Amazon.

Le type 5 se nomme « ré-origination ». L'AS maladroit annonce les routes comme si elles venaient de lui, et c'est son numéro d'AS qui apparait comme origine (le début du chemin d'AS). Ce fut le cas lors de grande fuite chinoise de 2010, ou pendant le curieux détournement islando-biélorusse (un des rares cas où le shunt semblait volontaire).

Le type 6 est la « fuite de préfixes plus spécifiques ». Un AS typique annonce dans son IGP des préfixes bien plus spécifiques que ce qu'il annonce publiquement, afin de contrôler plus finement le routage interne. Une erreur (redistribution de l'IGP dans l'EGP...) et paf, les préfixes spécifiques fuient. Étant plus spécifiques que le préfixe « normal », ils seront préférés lors de la transmission des paquets. Le cas le plus spectaculaire fut celui de l'AS 701.

Le RFC ne discute pas des solutions possibles, ce n'est pas son but. Les curieux pourront regarder du côté des systèmes d'alerte ou de RPKI/ROA.

Normalement, l'Internet est un monde idéal où la machine d'Alice peut envoyer à celle de Bob les paquets qu'elle veut, Bob les recevra intacts (s'il le veut). Dans la réalité, pas mal de machines intermédiaires ne respectent pas ce principe de bout en bout. Il est fréquent que les paquets « inhabituels » soient jetés en route. Cela peut être le résultat d'une politique délibérée (pare-feu appliquant le principe « dans le doute, on jette ») ou bien, souvent, de l'incompétence des programmeurs qui n'ont pas lu les RFC et ne connaissent pas telle ou telle option. Par exemple, IPv6 permet d'ajouter au paquet, entre l'en-tête proprement dit et la charge utile du paquet, un ou plusieurs en-têtes d'extension. C'est rare en pratique. Est-ce que les programmeurs des middleboxes ont fait attention à cette possibilité ? Les paquets ayant ces en-têtes d'extension ont-ils de bonne chances d'arriver au but ? Ce nouveau RFC est un compte-rendu de mesures effectuées dans l'Internet pour essayer de quantifier l'ampleur exacte du problème.

Un point important du travail effectué par les auteurs du RFC est qu'ils ne sont pas contentés de chercher si les paquets étaient jetés mais également où ils étaient jetés. La différence est politiquement cruciale. Si le paquet IPv6 portant un en-tête d'extension est jeté par la machine de Bob, car Bob n'aime pas ces en-têtes et il a configuré son Netfilter pour les envoyer vers DROP, pas de problème : Bob est libre d'accepter ou de refuser ce qu'il veut. Si, par contre, le paquet a été jeté par le FAI d'Alice ou de Bob, ou, encore pire, par un opérateur de transit entre les deux FAI, c'est grave, c'est une violation de la neutralité du réseau, violation qui empêche deux adultes consentants de s'envoyer les paquets qu'ils veulent. Le mécanisme de mesure cherche donc à trouver dans quel AS le paquet a disparu.

Les mesures ont été faites en août 2014 et juin 2015. Le RFC détaille suffisamment la façon dont elles ont été faites (annexe A) pour qu'une autre équipe puisse recommencer les mesures à une date ultérieure, pour voir si la situation s'améliore.

Les en-têtes d'extension IPv6 sont décrits dans le RFC 2460, section 4. Ils sont de deux plusieurs sortes, entre autre :

• L'en-tête de fragmentation, qui doit pouvoir passer si on veut que les paquets IP fragmentés arrivents (les principaux émetteurs de paquets IPv6 fragmentés sont sans doute les serveurs DNS, notamment avec DNSSEC, car UDP ne négocie pas la MSS).
• L'en-tête « Options pour la destination » (Destination Options) qui, comme son nom l'indique, ne doit pas être examiné par les routeurs sur le chemin. Il contient des informations pour la machine terminale de destination.
• L'en-tête « Options pour chaque intermédiaire » (Hop-by-Hop Options) qui, comme son nom l'indique, doit être examiné par les routeurs sur le trajet, il contient des informations pour eux.

Outre la fragmentation, un exemple d'utilisation de ces en-têtes est le protocole CONEX (RFC 7837). Si vous voulez ajouter des options pour la destination dans un paquet IPv6, vous pouvez regarder mon tutoriel.

Quelles sont les chances de survie des paquets portant ces en-têtes d'extension dans le sauvage Internet ? Des études comme « Discovering Path MTU black holes on the Internet using RIPE Atlas », « Fragmentation and Extension header Support in the IPv6 Internet » ou bien « IPv6 Extension Headers in the Real World v2.0 » s'étaient déjà penchées sur la question. Les mesures de ce RFC détaillent et complètent ces résultats préliminaires, notamment sur la différenciation entre perte de paquet près de la destination, et perte du paquet en transit. La conclusion est, qu'hélas, les paquets IPv6 portant des en-têtes d'extension font effectivement l'objet d'une discrimination négative (« entêtophobie » ?).

Donc, qu'est-ce que ça donne dans l'Internet réel (section 2) ? Deux listes de serveurs IPv6 ont été utilisées, celle du World IPv6 Launch Day et le premier million d'Alexa. De ces listes de domaines ont été extraits les adresses IP des sites Web (dig AAAA LE-DOMAINE et, oui, je sais que c'est un sérieux raccourci de supposer que tout domaine a un serveur Web à l'apex), des relais de messagerie (dig MX LE-DOMAINE puis obtenir l'adresse IPv6 des serveurs), et des serveurs de noms (dig NS LE-DOMAINE). Les adresses absurdes (::1...) ont été retirées. Ensuite, pour chaque adresse ainsi obtenue, trois types de paquets ont été envoyés :

• Un avec en-tête d'extension Destination Options,
• Un avec en-tête d'extension Hop-by-hop Options,
• Un fragmenté en deux fragments d'à peu près 512 octets.

Les paquets étaient tous du TCP à destination d'un port correspondant au service (25 pour les serveurs de messagerie, par exemple).

Un point très important et original de cette expérience était la recherche d'information sur où se produisait l'éventuelle perte de paquets (dans quel AS). L'hypothèse de base est qu'une élimination du paquet dans l'AS de destination peut être acceptable, parce qu'elle résulte d'une décision consciente du destinataire. En tout cas, il sera plus facile de changer la politique de l'AS de destination. En revanche, une élimination dans un AS intermédiaire est inacceptable : elle indique filtrage ou erreur de configuration dans un réseau qui devrait être neutre. Notez que l'hypothèse n'est pas parfaite : si un particulier héberge un serveur chez lui et que son FAI filtre les paquets IPv6 avec en-tête d'extension, c'est quand même inacceptable, et c'est difficile pour le particulier de le faire corriger.

Comment identifier l'AS qui jette le paquet ? L'idée est de faire l'équivalent d'un traceroute (en fait, deux, un avec l'en-tête de destination et un sans, pour comparer : cf. annexe B.1) et de voir quel est le dernier routeur qui a répondu. C'est loin d'être idéal. Des routeurs ne répondent pas, pour d'autres, il est difficile d'évaluer à quel AS ils appartiennent (dans un lien de peering entre deux acteurs A et B, les adresses IP utilisées ont pu être fournies par A ou bien par B ; cf. annexe B.2). Et l'absence d'un routeur dans le résultat de traceroute ne prouve pas que le routeur n'a pas transmis le paquet juste avant. La mesure indique donc deux cas, l'optimiste, où on suppose, en l'absence de preuve opposée, que les paquets manquant ont été jetés par l'AS de destination et le pessimiste où on fait la supposition inverse.

Les résultats complets des mesures figurent dans le RFC. Je résume ici une partie. Pour les serveurs Web de la liste du World IPv6 Launch Day :

• 12 % des serveurs n'ont pas reçu le paquet envoyé avec un en-tête Destination Options. Entre 18 % (optimiste) et 21 % (pessimiste) de ces pertes se sont produites avant l'AS de destination.
• 41 % des serveurs n'ont pas reçu le paquet envoyé avec un en-tête Hop-by-hop Options. Entre 31 % (optimiste) et 40 % (pessimiste) de ces pertes se sont produites avant l'AS de destination.
• 31 % des serveurs n'ont pas reçu le paquet fragmenté. Entre 5 % (optimiste) et 7 % (pessimiste) de ces pertes se sont produites avant l'AS de destination.

Les résultats ne sont guère différents pour les autres services (comme SMTP), indiquant que le problème, quand il est présent, est bien dans la couche 3. Idem avec le jeu de données Alexa : peu de différences.

On voit que les paquets utilisant l'en-tête d'extension « Options pour chaque intermédiaire » sont ceux qui s'en tirent le plus mal (c'est un peu logique, cet en-tête étant censé être examiné par tous les routeurs intermédiaires). Les fragments passent assez mal également. Enfin, on note qu'un pourcentage significatif des paquets sont jetés par un AS de transit, qui viole ainsi massivement le principe de bout en bout. Triste état de l'Internet actuel, pourri de middleboxes qui se permettent tout.

Si vous voulez refaire l'expérience vous-même, pour contrôler les résultats, ou bien pour mesurer l'évolution dans quelque temps, l'annexe A vous donne les éléments nécessaires. Vous aurez besoin du toolkit de SI6. Les données d'Alexa sont disponibles en ligne. L'outil script6 dans le toolkit SI6 permet d'obtenir les adresses IP nécessaires. Par exemple :

% cat top-1m.txt | script6 get-mx | script6 get-aaaa
    

Et on obtient ainsi les adresses IP des relais de messagerie. Pour supprimer les adresses incorrectes (par exemple ::1), on utilise l'outil addr6 du toolkit :

%  cat top-1m-mail-aaaa.txt | addr6 -i -q -B multicast -B unspec -k global     
    

Il n'y a plus maintenant qu'à envoyer les paquets portant les en-têtes d'extension, ou fragmentés. Ici, les serveurs de messagerie avec l'en-tête Destination Options (« do8 ») :

% cat top-1m-mail-aaaa-unique.txt | script6 trace6 do8 tcp 25      
    

L'annexe B de notre RFC contient quelques avertissements méthodologiques.

Un traceroute ordinaire ne suffit pas à faire les mesures décrites plus haut pour identifier le routeur responsable d'une perte de paquet (le traceroute ordinaire ne permet pas d'ajouter l'en-tête d'extension aux paquets utilisés). Il faut utiliser un outil spécial comme le path6 du toolkit SI6. Encore plus simple, dans le même paquetage, l'outil blackhole6. Voyons d'abord path6 pour comprendre les détails :

% sudo path6  -d yeti.ipv6.ernet.in 
Tracing path to yeti.ipv6.ernet.in (2001:e30:1c1e:1::333)...

  1 (2001:4b98:dc0:41::250)   1.1 ms   0.5 ms   0.4 ms
  2 (2001:4b98:1f::c3d3:249)   1.2 ms   3.5 ms   3.4 ms
  3 (2001:7f8:54::173)   1.1 ms   0.8 ms   0.6 ms
  4 (2001:1a00:1:cafe::e)  141.3 ms  140.7 ms  140.6 ms
  5 (2001:1a00:1:cafe::145)  118.8 ms  118.8 ms  119.5 ms
  6 (2001:1a00:1:cafe::141)  140.7 ms  137.2 ms  137.3 ms
  7 (2001:1a00:1:cafe::10b)  144.0 ms  144.3 ms  144.1 ms
  8 (2001:1a00:1:cafe::212)  140.5 ms  140.5 ms  140.5 ms
  9 (2001:1a00:1:cafe::207)  137.0 ms  137.0 ms  136.9 ms
 10 (2001:1a00:acca:101f::2)  136.5 ms  136.4 ms  136.5 ms
 11 (2001:4528:ffff:ff04::1)  152.2 ms  152.1 ms  152.2 ms
 12 (2001:4528:fff:c48::1)  163.6 ms  163.7 ms  163.6 ms
 13 (2001:e30:1c1e::1)  162.6 ms  162.3 ms  162.2 ms
 14 (2001:e30:1c1e:1::333)  174.5 ms  175.1 ms  175.2 ms
    

OK, on arrive à joindre la machine en Inde. Maintenant, ajoutons l'en-tête Hop-by-Hop Options :

% sudo path6 --hbh-opt-hdr 8 -d yeti.ipv6.ernet.in
Tracing path to yeti.ipv6.ernet.in (2001:e30:1c1e:1::333)...

  1 (2001:4b98:dc0:41::250)  20.9 ms  20.0 ms  19.0 ms
  2 (2001:4b98:1f::c3d3:249)  20.8 ms  20.2 ms  18.5 ms
  3 (2001:4b98:1f::c3c4:3)  20.7 ms  20.4 ms  18.5 ms
  4 (2001:1a00:1:cafe::e)  154.3 ms  14.4 ms  152.1 ms
  5 (2001:1a00:1:cafe::e)  151.0 ms  129.6 ms  148.9 ms
  6 (2001:1a00:1:cafe::141)  151.2 ms  126.2 ms  148.8 ms
  7 (2001:1a00:1:cafe::141)  156.5 ms  156.8 ms  158.6 ms
  8 (2001:1a00:1:cafe::212)  153.6 ms  191.2 ms  151.4 ms
  9 (2001:1a00:1:cafe::212)  155.3 ms  151.1 ms  157.7 ms
 10 (2001:1a00:1:cafe::207)  *  155.619995 ms *
 11 ()   *  *  *
 12 ()   *  *  *
 13 ()   *  *  *
 ...
    

Aïe, ça n'arrive plus. Le routeur situé après 2001:1a00:1:cafe::207 a jeté le paquet. En comparant les deux path6, on peut voir que le coupable est 2001:1a00:acca:101f::2 (Flag, désormais une marque de Reliance). L'outil blackhole6 fait tout ce travail automatiquement (EH = Extension Header, HBH 8 = Hop-by-Hop, size 8) :

% sudo blackhole6 yeti.ipv6.ernet.in hbh8         
SI6 Networks IPv6 Toolkit v2.0 (Guille)
blackhole6: A tool to find IPv6 blackholes
Tracing yeti.ipv6.ernet.in (2001:e30:1c1e:1::333)...

Dst. IPv6 address: 2001:e30:1c1e:1::333 (AS2697 - ERX-ERNET-AS Education and Research Network, IN)
Last node (no EHs): 2001:e30:1c1e:1::333 (AS2697 - ERX-ERNET-AS Education and Research Network, IN) (14 hop(s))
Last node (HBH 8): 2001:1a00:1:cafe::207 (AS15412 - FLAG-AS Flag Telecom Global Internet AS, GB) (10 hop(s))
Dropping node: 2001:1a00:acca:101f::2 (AS15412 - FLAG-AS Flag Telecom Global Internet AS, GB || AS Unknown - Unknown)
    

Sur ce sujet et ces tests, on peut aussi regarder l'exposé de Mehdi Kouhen au symposium Polytechnique/Cisco, ou bien celui d'Eric Vyncke à Protosec à Buenos Aires.

Les registres de noms de domaine ont parfois des règles d'enregistrement spéciales, pendant une période limitée, lorsqu'on ouvre un nouveau TLD, ou si on change radicalement ses règles d'enregistrement. Ces règles spéciales pour les périodes de « lever de soleil » (sunrise, lorsque le nouveau TLD est créé) servent en général à favoriser les détenteurs de marques ou autres titres de propriété intellectuelle. L'idée est que, pendant le lever de soleil, seuls ces détenteurs aient le privilège d'enregistrer un nom, les autres attendront. Pour que le registre puisse facilement vérifier la possession d'une marque déposée, il faut un format standard pour les décrire, et c'est ce que contient ce RFC. Il a été écrit par un employé de l'ICANN car il vise surtout un service de l'ICANN, la TMCH (Trade Mark Clearing House).

La TMCH est un registre de marques créé par l'ICANN (voir sa description officielle). Il a suscité d'innombrables débats (par exemple, de quel droit l'ICANN crée un registre mondial faisant autorité, excluant les marques qui n'ont pas voulu passer par ce processus ?) mais ce RFC ne concerne que la partie technique, le format de description de ces marques. Il s'applique a priori aux TLD ICANN comme .pizza ou .maif mais les autres sont libres de s'en servir également. Comme les objets décrits dans ce RFC peuvent être signés, il faut avoir une PKI. Dans le cas des TLD ICANN, elle est décrite dans le document officiel cité plus haut. Les objets eux-mêmes sont décrits en XML, pour pouvoir être utilisés dans le protocole EPP (RFC 5730).

Les objets sont dans les espaces de noms urn:ietf:params:xml:ns:mark-1.0 (abrégé en mark: dans ce RFC) et urn:ietf:params:xml:ns:signedMark-1.0 (abrégé en smd: dans ce RFC).

Les objets XML décrivant les marques incluent des informations sur les personnes ou entités qui gèrent les marques. Il y a ainsi des <mark:holder> et des <mark:contact>, qui comprennent des éléments classiques : nom, adresse postale (qui comprend elle-même ville, pays...), adresse de courrier électronique, etc.

Les marques sont décrites par un élément <mark:mark>. Celui-ci contient le nom de la marque, des références au registre initial (par exemple, en France, l'INPI), le contact et le titulaire (décrits au paragraphe précédent) et d'autres informations utiles aux juristes (comme les biens et services couverts par cette marque, puisque les marques, contrairement aux noms de domaine, sont normalement spécifiques).

Les objets décrivant une marque peuvent être signés, grâce à XML Signature. Voici un exemple (très simplifié, voir la section 2.3 du RFC pour le XML complet) d'une marque avec sa signature :

<?xml version="1.0" encoding="UTF-8"?>
 <smd:signedMark xmlns:smd="urn:ietf:params:xml:ns:signedMark-1.0" id="smd1">
   <smd:issuerInfo issuerID="65535">
     <smd:org>ICANN TMCH TESTING TMV</smd:org>
     <smd:email>notavailable@example.com</smd:email>
     ...
   </smd:issuerInfo>
   <mark:mark xmlns:mark="urn:ietf:params:xml:ns:mark-1.0">
     <mark:trademark>
       <mark:id>00052013734689731373468973-65535</mark:id>
       <mark:markName>Test &amp; Validate</mark:markName>
       <mark:holder entitlement="owner">
         <mark:org>Ag corporation</mark:org>
	 ...
	 <mark:jurisdiction>US</mark:jurisdiction>
         <mark:class>15</mark:class>
       <mark:label>testandvalidate</mark:label>
       ...
       <mark:regNum>1234</mark:regNum>
       <mark:regDate>2012-12-31T23:00:00.000Z</mark:regDate>
     </mark:trademark>
   </mark:mark>
  <Signature xmlns="http://www.w3.org/2000/09/xmldsig#">
  ...
  <SignatureMethod
     Algorithm="http://www.w3.org/2001/04/xmldsig-more#rsa-sha256"/>
     ...
     <SignatureValue>
 jMu4PfyQGiJBF0GWSEPFCJjmywCEqR2h4LD+ge6XQ+JnmKFFCuCZS/3SLKAx0L1w
 ...
 </Signature>
 </smd:signedMark>

    

L'élement XML peut aussi être intégralement encodé en Base64 (RFC 4648), et ça sera alors un <smd:encodedSignedMark>.

La syntaxe exacte est spécifiée dans la section 3 du RFC, avec le langage W3C Schema.

Quelles sont les mises en œuvre de ce format ? Le kit de développement logiciel de Verisign l'intègre (il est disponible en ligne), et c'est aussi le cas de Net::DRI (dans Net::DRI::Protocol::EPP::Extensions::ICANN::MarkSignedMark, ouf). Côté serveur, le serveur EPP de Verisign pour des TLD comme .com. D'autres serveurs EPP peuvent utiliser ce format comme REngin, ou celui d'Uniregistry.

Ce nouveau protocole BMP (BGP Monitoring Protocol) va faciliter le travail des administrateurs réseaux qui font du BGP. Il permet d'obtenir sous une forme structurée les tables BGP. Avant, la solution la plus répandue était d'utiliser l'interface en ligne de commande du routeur (show ip bgp routes sur un Cisco), et d'analyser le résultat depuis son programme, une méthode qui est très fragile, le format de sortie ayant été conçu pour des humains et pas pour des programmes.

Les tables convoitées sont bien sûr la RIB mais aussi des informations comme les mises à jour de routes reçues. BMP donne accès à une table BGP nommée Adj-RIB-In, « Adjacent [peers] Routing Information Base - Incoming », définie dans le RFC 4271, section 1.1. Elle stocke les informations brutes (avant les décisions par le routeur) transmises par les pairs BGP.

BMP fonctionne (section 3) en établissant une connexion TCP avec le routeur convoité. Celui-ci envoie ensuite l'information qu'il veut. Il n'y a pas de négociation ou de discussion au début. Dès que la connexion est établie, le routeur transmet. Il envoie d'abord des messages Peer Up pour chacun de ses pairs, puis des messages Route Monitoring pour toute sa base de routes (la section 5 les décrit plus en détails). Une fois que c'est fait, le routeur transmet des messages indiquant les changements : Route Monitoring en cas d'annonce ou de retrait d'une route, Peer Up ou Peer Down s'il y a des changements chez les pairs. Autres messages possibles : Stats Report pour envoyer des statistiques globales (voir les sections 4.8 et 7), Initiation et Termination pour les débuts et fins de sessions, Route Mirroring pour envoyer verbatim les annonces BGP reçues (c'est une vision de plus bas niveau que Route Monitoring et cela permet, par exemple, d'analyser des annonces BGP syntaxiquement incorrectes, cf. section 6).

Le client BMP ne transmet jamais de message au serveur (au routeur), à tel point que le routeur peut parfaitement fermer la moitié de la connexion TCP, ou mettre sa fenêtre d'envoi à zéro (ou encore, jeter tous les messages qui seraient envoyés). Toute la configuration est dans le routeur.

Le format des messages est décrit en section 4. C'est du classique. On trouve dans le message un numéro de version (actuellement 1), la longueur du message, le type du message (la liste des types est indiquée plus haut) représentée par un entier (0 pour Route Monitoring, 1 pour Stats Report (ou Statistics Report), etc), puis les données. À noter que le type arrive après la longueur, alors que c'est en général le contraire (encodage TLV).

Pour la plupart des messages BMP, il y aura un second en-tête, rassemblant les informations sur le pair (son adresse IP, son AS, etc).

Les différents paramètres numériques sont désormais stockés dans un registre IANA.

Quelques petits mots sur la sécurité pour finir. Pour économiser ses ressources, le routeur peut évidemment (section 3.2) restreindre l'ensemble des adresses IP autorisées à se connecter en BMP à lui, tout comme il peut limiter le nombre de sessions BMP (par exemple, une au maximum par adresse IP, cinq au total). Il peut aussi y avoir des questions de confidentialité (section 11). Bien sûr, la liste des routes dans la DFZ est publique, mais ce n'est pas forcément le cas des peerings privés ou de VPN utilisant BGP comme ceux du RFC 4364. Donc, attention à bien restreindre l'accès.

BMP est en cours d'élaboration depuis pas mal de temps déjà. Résultat, des mises en œuvre ont eu le temps d'apparaitre. Wireshark sait analyser le BMP. Et il existe deux récepteurs (clients) libres, BMPreceiver et OpenBMP. Côté serveur (routeur), Cisco et Juniper savent envoyer du BMP.

Lorsqu'un client DNS parle à un résolveur, il pose une question et obtient une réponse. Avant DNSSEC, ce mode de fonctionnement simple était souvent satisfaisant. Mais, avec DNSSEC, il est beaucoup plus fréquent de devoir faire plusieurs requêtes pour obtenir toute l'information nécessaire pour valider les réponses. (Il faut les clés de toutes les zones situées entre la racine et la zone visée.) Cela coûtait cher en latence. Cette extension EDNS expérimentale permet au client DNS de demander au résolveur de chercher et de renvoyer toutes les réponses d'un coup.

Cette extension est particulièrement utile pour le cas de machines terminales hébergeant leur propre résolveur validant (ce qui est la meilleure configuration, question confiance et sécurité). Ce n'est donc pas un hasard si l'auteur du RFC travaille chez Red Hat, système qui est livré par défaut avec une telle configuration. Mais, lorsqu'un tel résolveur validant veut vérifier les informations obtenues sur foo.bar.example, il devra (en supposant qu'il y a une zone par composant du nom de domaine) obtenir la délégation sécurisée de example (dig @la-racine DS example), la clé de example (dig @ns-example DNSKEY example), la délégation sécurisée de bar.example, etc (la clé de la racine, elle, est en dur dans le résolveur, il faut bien partir de quelque part). À faire séquentiellement, cela serait beaucoup de requêtes, donc du temps passé à attendre les réponses. Sur des liens à latence élevée (ce qui arrive souvent aux machines terminales), cela peut être pénible, même si le cache DNS aidera, pour les requêtes suivantes.

L'idée de cette extension (sections 1 et 3 du RFC) est donc que le résolveur validant local ait un forwarder (attention, le RFC utilise un vocabulaire erroné, en donnant à forwarder un sens différent de celui qu'il a dans les RFC 2308 et RFC 8499 ; j'utilise, moi, la terminologie standard). Le résolveur validant local va demander à ce forwarder, grâce à la nouvelle extension EDNS CHAIN, d'envoyer tout d'un coup (tous les DS et DNSKEY nécessaires). Bien sûr, le forwarder, lui, devra faire toutes les requêtes mais, a priori, il a un plus gros cache et sera mieux connecté.

Cette nouvelle extension est donc conçue pour des résolveurs, et est ignorée par les serveurs faisant autorité. Notez que le résolveur validant local peut être un démon autonome (Unbound tournant sur mon portable Unix) ou bien une partie d'une application qui embarquerait ses propres fonctions de résolution de noms.

Le format de l'extension est décrit en section 4 du RFC. C'est une option EDNS (RFC 6891), encodée, comme les autres options EDNS, en TLV. Le type (le code) est 13. La valeur est composée d'un seul champ, l'ancêtre le plus proche (Closest Trust Point) dont on connaisse les informations nécessaires à la validation. Le résolveur validant local a en effet certaines informations (dans sa configuration ou dans son cache) qu'il n'est pas nécessaire de lui envoyer. Dans l'exemple plus haut, si le résolveur validant local connait déjà la clé DNSSEC de example, il mettra dans le champ Closest Trust Point ce nom de domaine, indiquant au forwarder qu'il peut se contenter des informations situées plus bas, dans l'arbre du DNS. Ce nom est encodé dans le format habituel du DNS (qui n'est pas le format texte avec les points).

La section 5 du RFC décrit comment utiliser cette extension au DNS. Si on veut tester les capacités du résolveur qu'on interroge, on peut utiliser une option CHAIN vide (longueur nulle). Si le serveur à qui on a envoyé cette option répond avec la même option nulle, c'est bon. Attention, les serveurs récursifs qui mettent en œuvre CHAIN n'accepteront des requêtes « réelles » (longueur non nulle) qu'au-dessus d'un transport où l'adresse IP source est vérifiée. Le but est d'éviter les attaques par réflexion avec amplification (voir aussi la section 7.2). Pour vérifier l'adresse IP source (ce qui ne se fait normalement pas en UDP), il y a plusieurs solutions, notamment TCP (RFC 7766) et les gâteaux (RFC 7873).

Une fois qu'on a un tel transport, et que le client DNS a testé que le serveur qu'il interroge gère bien CHAIN, on peut y aller. Le client met l'ancêtre le plus proche (dont il a les clés) du nom demandé dans le champ Closest Trust Point. Dans le cas le plus courant (résolveur validant configuré avec une seule clé, celle de la racine), le résolveur « froid », qui vient de démarrer et dont le cache est vide, il commencera par mettre la racine en Closest Trust Point puis, au fur et à mesure qu'il se « réchauffera » (que son cache se peuplera), il pourra mettre des noms plus proches du nom demandé (et donc plus éloignés de la racine). Par exemple, si le résolveur validant local est configuré avec la clé de la racine, et qu'il a appris par les réponses précédentes la clé de example, mais pas celle de bar.example, et qu'il veut des informations sur le nom foo.bar.example, son option CHAIN vaudra {type = 13, longueur = 9, valeur = 0x07 0x65 0x78 0x61 0x6d 0x70 0x6c 0x65 0x00} (la longueur est celle de la partie « valeur » uniquement, le nom example est encodé selon la norme DNS). S'il connaissait également la clé de bar.example, son option CHAIN vaudrait {type = 13, longueur = 13, valeur = 0x03 0x62 0x61 0x72 0x07 0x65 0x78 0x61 0x6d 0x70 0x6c 0x65 0x00}. D'autres exemples figurent en section 9 du RFC.

Faut-il envoyer l'option CHAIN à chaque requête ? On peut mais il est recommandé de se souvenir de quels serveurs la gèrent et de n'envoyer qu'à ceux-ci (autrement, non seulement on fait du travail inutile mais on renseigne des serveurs extérieurs sur l'état de son cache). Comme il existe des middleboxes boguées sur certains trajets, la stratégie de repli du RFC 6891, section 6.2.2 peut être utile.

Et le serveur interrogé, que fait-il ? S'il accepte de répondre à une requête contenant l'extension CHAIN, il doit :

• Ajouter à la réponse, dans la section Autorité, les enregistrements DNSSEC nécessaires (DS, DNSKEY et NSEC),
• Mettre une CHAIN dans la réponse, avec la valeur Closest Trust Point mise au nom le plus bas (le plus éloigné de la racine) pour lequel ces informations sont nécessaires. (C'est surtout utile lorsque le serveur n'envoie pas une chaîne complète, par exemple pour économiser le réseau.)

Évidemment, si la question avait une erreur de syntaxe (taille de la partie Valeur inférieure à la Longueur, par exemple), le serveur répond FORMERR (FORmat ERRor).

La section 7 sur la sécurité étudie quelques programmes que peut poser cette extension au DNS. D'abord, mettre en œuvre cette option fatigue davantage le serveur interrogé, en terme de travail et de capacité du réseau. Un serveur est donc toujours libre d'ignorer les options CHAIN et de s'en tenir au service minimum.

Ensuite, comme vu plus haut, les réponses suivant une question qui utilise CHAIN vont être évidemment plus grosses que les réponses DNS habituelles. Il y a donc un risque d'attaques par réflexion avec amplification, si un attaquant usurpe l'adresse IP de sa victime. C'est pour cela que notre RFC impose de ne répondre avec une chaîne complète que si l'adresse IP du client a été vérifiée (par exemple parce qu'il utilise TCP, ou bien les cookies du RFC 7873).

CHAIN a aussi quelques effets sur la vie privée. Le résolveur validant local va indiquer à son forwarder (et à tout espion qui surveille le trafic) comment il est configuré et ce qu'il y a dans son cache.

Il ne semble pas qu'il existe de mise en œuvre de cette option CHAIN pour l'instant, même si c'est en projet pour Go.

Si vous vous intéressez à la conception des protocoles réseaux, notez que cette extension a fait l'objet d'une discussion pour savoir s'il ne valait pas mieux, pour réduire la latence, envoyer toutes les requêtes possibles en parallèle (cette idée a finalement été rejetée).

Traditionnellement, la transmission d'un paquet IP au routeur suivant était faite uniquement sur la base de l'adresse de destination, sans tenir compte du reste du paquet. Et la décision est prise par chaque routeur, sur le trajet, en complète indépendance. Or, l'émetteur d'un paquet voudrait souvent décider de la route suivie ou, au minimum, l'influencer. C'est pour cela qu'il existe des mécanismes de routage par la source (source routing). Leurs défauts et leurs limites ont mené à la recherche d'une meilleure solution, dite SPRING (Source Packet Routing In NetworkinG). Ce RFC est la description du problème.

Notez que le terme « source » a, pour SPRING, un sens plus large que lorsqu'on parle habituellement de source routing. Dans ce dernier cas, la source était uniquement l'émetteur original. Pour SPRING, la source est l'endroit où on définit la politique de routage ultérieur, elle peut se situer au milieu du trajet.

Avant SPRING, il y avait plusieurs solutions permettant à la source de décider du routage mais aucune n'a été largement déployée (à part MPLS). C'est dû en partie à leur manque de souplesse, en partie à des problèmes de sécurité.

La future solution SPRING doit être un meilleur système (section 1 du RFC), et déployable de manière incréméntale (il ne serait évidemment pas réaliste de devoir changer tout l'Internet). En outre, l'état doit être maintenu dans le paquet lui-même, pas dans les routeurs intermédiaires. L'expérience de l'Internet a en effet largement montré que pour faire marcher un grand réseau complexe, il ne faut pas maintenir d'état dans les nœuds intermédiaires.

SPRING devra être assez général marcher avec plusieurs mécanismes de transmission des paquets (dataplanes, cf. section 2). Les principaux visés sont MPLS et IPv6 avec un nouvel en-tête de routage (cf. RFC 2460, section 4.4).

La section 3 présente plusieurs scénarios d'usage, pour montrer pourquoi un système tel que SPRING est utile. Il y a par exemple la création de tunnels pour faire des VPN (RFC 4364).

Il y a aussi le reroutage rapide de paquets (FRR, Fast ReRoute), et bien sûr l'ingéniérie de trafic. Pour ce dernier scénario, notre RFC demande que la future solution SPRING permette des options strictes (le paquet suit exactement le chemin spécifié) ou laxistes (le paquet suit à peu près le chemin spécifié), puisse fonctionner en centralisé (SDN) ou en décentralisé, etc.

Une des raisons du peu de déploiement des solutions de routage par la source est évidemment la sécurité (section 4 du RFC). SPRING met le chemin désiré dans le paquet (pour éviter de garder un état dans le réseau). Or, si on suit aveuglément les desiderata de chaque paquet, on ouvre la voie à des tas d'attaques. Par exemple, un paquet spécifie un détour considérable par un autre pays, et cela occupe pour rien les liaisons internationales. Un paquet spécifie un trajet qui boucle et les routeurs qui lui obéiraient feraient une attaque par déni de service contre eux-mêmes.

Le RFC impose donc que SPRING fournisse un mécanisme de « domaines de confiance » avec des frontières bien claires. Si un paquet vient d'un domaine de confiance, on lui obéit. S'il vient de n'importe où sur l'Internet, on ignore ses demandes (ou bien on vire ces options de routage par la source lorsque le paquet change de domaine).

La réalisation concrète de SPRING sur un système de transmission donné (comme MPLS ou IPv6) doit également documenter les risques spécifiques à ce dataplane. Par exemple, MPLS est en général utilisé uniquement à l'intérieur d'un domaine contrôlé et connu (le réseau d'un opérateur) alors qu'IPv6 est de bout en bout donc pose davantage de risques (mais il dispose de possibilités supplémentaires, comme la signature cryptographique des en-têtes).

Il faut maintenant attendre les RFC décrivant les solutions, ils sont en cours de développement dans le groupe SPRING.

Ce très court RFC expose les exigences en matière de codec audio pour WebRTC. Opus et G.711 sont ainsi obligatoires.

WebRTC permet de communiquer (texte, audio et vidéo) entre deux machines, typiquement via les navigateurs Web (ainsi, Firefox et Chrome sont tous les deux capables de faire du WebRTC.) On sait qu'il existe un grand nombre de moyens de représenter les sons sous forme d'un flux de données numériques et, pour que la communication puisse se faire, il faut que les participants aient au moins un de ces moyens en commun. C'est le but de ce RFC. D'autres codecs peuvent évidemment être gérés par le logiciel mais ceux-ci sont obligatoires (section 3 du RFC) :

• Opus (RFC 6716), avec le format du RFC 7587.
• G.711, avec le format de la section 4.5.14 du RFC 3551.
• La gestion du bruit de fond du RFC 3389. (Sauf pour Opus, qui a sa propre gestion.)
• Le format audio/telephone-event du RFC 4733 (DTMF), qui permet d'envoyer les indispensables signaux « si vous voulez de la musique d'attente pendant une heure, tapez 1, si vous voulez parler à un incompétent sous-payé qui ne comprendra pas votre problème, tapez 2 ».

Les autres codecs facultatifs sont décrits dans le RFC 7875, ce qui a permis à chacun de faire citer son codec favori.

Notre RFC spécifie également le niveau sonore (section 4). Contrairement aux recommandations UIT G.169 et G.115, il n'est pas constant car il dépend de la bande passante.

Il y a aussi une mention de la suppression d'écho (section 5 du RFC), mais sans solution unique imposée.