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Ce nouveau RFC marque le cinquantième anniversaire des RFC. Le RFC 1 avait en effet été publié le 7 avril 1969. Ce RFC 8700, publié avec un certain retard, revient sur l'histoire de cette exceptionnelle série de documents.

Il y avait déjà eu des RFC faisant le bilan de la série, à l'occasion d'anniversaires, comme le RFC 2555 pour le trentième RFC, et le RFC 5540 pour le quarantième. La série a évidemment commencé avec le RFC 1, cinquante ans auparavant, et donc dans un monde très différent. À l'époque, les RFC méritaient leur nom, ils étaient été en effet des « appels à commentaires », prévus non pas comme des références stables, mais comme des étapes dans la discussion. En cinquante ans, les choses ont évidemment bien changé, et les RFC sont devenus des documents stables, intangibles, et archivés soigneusement. Logiquement, le processus de création des RFC a également évolué, notamment vers un plus grand formalisme (on peut même dire « bureaucratie »).

Plus de 8 500 RFC ont été publiés (il existe quelques trous dans la numérotation ; ainsi, le RFC 26 n'a jamais existé…) Les plus connus sont les normes techniques de l'Internet. La description précise de HTTP, BGP ou IP est dans un RFC. Mais d'autres RFC ne normalisent rien (c'est le cas du RFC 8700, sujet de cet article), ils documentent, expliquent, suggèrent… Tous les RFC ont en commun d'être publiés puis soigneusement gardés par le RFC Editor, une fonction assurée par plusieurs personnes, et aujourd'hui animée par Heather Flanagan, auteure de ce RFC 8700, mais qui a annoncé son départ.

Cette fonction a elle aussi une histoire : le premier RFC Editor était Jon Postel. À l'époque c'était une fonction informelle, tellement informelle que plus personne ne sait à partir de quand on a commencé à parler du (ou de la) RFC Editor (mais la première mention explicite est dans le RFC 902). Postel assurait cette fonction en plus de ses nombreuses autres tâches, sans que cela n'apparaisse sur aucune fiche de poste. Petit à petit, cette fonction s'est formalisée.

Les changements ont affecté bien des aspects de la série des RFC, pendant ces cinquante ans. Les premiers RFC étaient distribués par la poste ! Au fur et à mesure que le réseau (qui ne s'appelait pas encore Internet) se développait, ce mécanisme de distribution a été remplacé par le courrier électronique et le FTP anonyme. Autre changement, les instructions aux auteurs, données de manière purement orales, ont fini par être rédigées. Et l'équipe s'est étoffée : d'une personne au début, Postel seul, le RFC Editor a fini par être une tâche assurée par cinq à sept personnes. Autrefois, la fonction de RFC Editor était liée à celle de registre des noms et numéros, puis elle a été séparée (le registre étant désormais PTI). Puis la fonction de RFC Editor a été structurée, dans le RFC 4844, puis RFC 5620, enfin dans le RFC 6635. Et l'évolution continue, par exemple en ce moment avec le changement vers le nouveau format des documents (voir RFC 7990). Dans le futur, il y aura certainement d'autres changements, mais le RFC Editor affirme son engagement à toujours prioriser la stabilité de la formidable archive que représentent les RFC, et sa disponibilité sur le long terme (RFC 8153).

La section 2 du RFC rappelle les grands moments de l'histoire des RFC (je n'ai pas conservé toutes ces étapes dans la liste) :

• Avril 1969, premier RFC, le RFC 1,
• 1971, premier RFC distribué via le réseau, le RFC 114,
• 1977, premier RFC publié le premier avril, le RFC 748,
• 1986, création de l'IETF,
• 1998, début du projet de récupération et de restauration des vieux RFC perdus,
• 1998, mort de Jon Postel, le « père de la série des RFC » (cf. RFC 2441),
• 2009, publication du RFC 5620, qui décrit à peu près le modèle d'aujourd'hui,
• 2010, les RFC ne sont plus gérés à l'ISI, mais chez une organisation spécialisée,
• 2011, une des nombreuses réformes des RFC, l'abandon des trois niveaux de normalisation, documenté dans le RFC 6410,
• 2013, début du projet de changement du format (RFC 6949) et d'abandon du texte brut,
• 2017, passage au zéro papier (RFC 8153).

Dans la section 3 de ce RFC, plusieurs personnes ayant vécu de l'intérieur l'aventure des RFC écrivent. Steve Crocker, dans la section 3.1, rappelle les origines des RFC (qu'il avait déjà décrites dans le RFC 1000). Il insiste sur le fait que les débuts étaient… peu organisés, et que la création de la série des RFC n'était certainement pas prévue dés le départ. Elle doit beaucoup aux circonstances. Le réseau qui, après bien des évolutions, donnera naissance à l'Internet a été conçu vers 1968 et a commencé à fonctionner en 1969. Quatre machines, en tout et pour tout, le constituaient, un Sigma 7, un SDS 940, un IBM 360/75 et un PDP-10. Le point important est qu'il s'agissait de machines radicalement différentes, un des points distinctifs de l'Internet, qui a toujours dû gérer l'hétérogénéité. Un byte n'avait pas la même taille sur toutes ces machines. (Le terme français octet est apparu bien plus tard, lorsque la taille de huit bits était devenue standard.)

Crocker décrit la première réunion de ce qui allait devenir le Network Working Group puis, très longtemps après l'IETF. Rien n'était précisement défini à part « il faut qu'on fasse un réseau d'ordinateurs » et persone ne savait trop comment le faire. La principale conclusion de la réunion avait été « il faudrait faire une autre réunion ». Dès le début, le réseau qui allait permettre de travailler à distance était donc un prétexte à des réunions AFK. (L'ironie continue aujourd'hui, où l'IETF réfléchit à avoir des réunions entièrement en ligne.)

L'espoir des étudiants comme Crocker était qu'un monsieur sérieux et expérimenté vienne expliquer ce qu'on allait devoir faire. Mais cet espoir ne s'est pas matérialisé et le futur Network Working Group a donc dû se débrouiller.

Parmi les idées les plus amusantes, le groupe avait réfléchi à la création d'un langage portable permettant d'envoyer du code sur une autre machine qui l'exécuterait. Ce lointain prédécesseur de JavaScript se nommait DEL (pour Decode-Encode Language) puis NIL (Network Interchange Language). Mais en attendant le travail matériel avançait, la société BBN ayant obtenu le contrat de construction des IMP (à peu près ce qu'on appelerait plus tard routeurs). La répartition des tâches entre le NWG et BBN n'était pas claire et le groupe a commencé de son côté à documenter ses réflexions, créant ainsi les RFC. Le nom de ces documents avait fait l'objet de longs débats. Le Network Working Group n'avait aucune autorité officielle, aucun droit, semblait-il, à édicter des « normes » ou des « références ». D'où ce titre modeste de Request for Comments ou « Appel à commentaires ». Cette modestie a beaucoup aidé au développement du futur Internet : personne ne se sentait intimidé par l'idée d'écrire des documents finaux puisque, après tout, ce n'était que des appels à commentaires. C'était d'autant plus important que certains des organismes de rattachement des participants avaient des règles bureaucratiques strictes sur les publications. Décréter les RFC comme de simples appels à commentaires permettait de contourner ces règles.

Le premier « méta-RFC » (RFC parlant des RFC) fut le RFC 3, qui formalisait cette absence de formalisme. De la même façon, il n'existait pas encore vraiment de RFC Editor, même si Crocker attribuait les numéros, et que le SRI gardait une archive non officielle. Mais deux principes cardinaux dominaient, et sont toujours vrais aujourd'hui : tout le monde peut écrire un RFC, nul besoin de travailler pour une grosse entreprise, ou d'avoir un diplôme ou un titre particulier, et tout le monde peut lire les RFC (ce qui n'a rien d'évident : en 2019, l'AFNOR ne distribue toujours pas librement ses normes.)

Dans la section 3.2, Vint Cerf décrit les changements ultérieurs. En 1971, Jon Postel est devenu RFC Editor (titre complètement informel à cette époque). Cette tâche était à l'époque mélée à celle d'attribution des numéros pour les protocoles, désormais séparée. Postel s'occupait à la fois du côté administratif du travail (donner un numéro aux RFC…) et de l'aspect technique (relecture et révision), tâche aujourd'hui répartie entre diverses organisations comme l'IESG pour les RFC qui sont des normes. C'est pendant cette « période Postel » que d'autres personnes sont venues rejoindre le RFC Editor comme Joyce Reynolds ou Bob Braden. Jon Postel est décédé en 1998 (cf. RFC 2468).

Leslie Daigle, dans la section 3.3 de notre RFC, rappelle la longue marche qu'a été la formalisation du rôle de RFC Editor, le passage de « bon, qui s'en occupe ? » à un travail spécifié par écrit, avec plein de règles et de processus. (Daigle était présidente de l'IAB au moment de la transition.) Le travail était devenu trop important en quantité, et trop critique, pour pouvoir être assuré par deux ou trois volontaires opérant « en douce » par rapport à leurs institutions. Une des questions importantes était évidemment la relation avec l'IETF. Aujourd'hui, beaucoup de gens croient que « les RFC, c'est l'IETF », mais c'est faux. Les RFC existaient bien avant l'IETF, et, aujourd'hui, tous les RFC ne sont pas issus de l'IETF.

Parmi les propositions qui circulaient à l'époque (début des années 2000) était celle d'une publication complètement automatique. Une fois le RFC approuvé par l'IESG, quelqu'un aurait cliqué sur Publish, et le RFC se serait retrouvé en ligne, avec un numéro attribué automatiquement. Cela aurait certainement fait des économies, mais cela ne réglait pas le cas des RFC non-IETF, et surtout cela niait le rôle actif du RFC Editor en matière de contenu du RFC. (Témoignage personnel : le RFC Editor a joué un rôle important et utile dans l'amélioration de mes RFC. C'est vrai même pour les RFC écrits par des anglophones : tous les ingénieurs ne sont pas des bons rédacteurs.) D'un autre côté, cela résolvait le problème des modifications faites de bonne foi par le RFC Editor mais qui changeaient le sens technique du texte.

La solution adoptée est décrite dans le RFC 4844, le premier à formaliser en détail le rôle du RFC Editor, et ses relations complexes avec les autres acteurs.

Nevil Brownlee, lui, était ISE, c'est-à-dire Independent Submissions Editor, la personne chargée de traiter les RFC de la voie indépendante (ceux qui ne viennent ni de l'IETF, ni de l'IAB, ni de l'IRTF.) Dans la section 3.4, il revient sur cette voie indépendante (d'abord décrite dans le RFC 4846). En huit ans, il a été responsable de la publication de 159 RFC… Avant, c'était le RFC Editor qui décidait quoi faire des soumissions indépendantes. Comme le rappelle Brownlee, le logiciel de gestion de cette voie indépendante était un simple fichier texte, tenu par Bob Braden.

Le principal travail de l'ISE est de coordonner les différents acteurs qui jouent un rôle dans ces RFC « indépendants ». Il faut trouver des relecteurs, voir avec l'IANA pour l'allocation éventuelle de numéros de protocoles, avec l'IESG pour s'assurer que ce futur RFC ne rentre pas en conflit avec un travail de l'IETF (cf. RFC 5742), etc. Ah, et c'est aussi l'ISE qui gère les RFC du premier avril.

Puis c'est la RFC Editor actuelle, Heather Flanagan qui, dans la section 3.5, parle de son expérience, d'abord comme simple employée. La charge de travail atteignait de tels pics à certains moments qu'il a fallu recruter des personnes temporaires (au nom de l'idée que la publication des RFC devait être un processus léger, ne nécessitant pas de ressources permanentes), ce qui a entrainé plusieurs accidents quand des textes ont été modifiés par des employés qui ne comprenaient pas le texte et introduisaient des erreurs. L'embauche d'employés permanents a résolu le problème.

Mais il a fallu aussi professionnaliser l'informatique. Le RFC Editor qui travaillait surtout avec du papier (et un classeur, le fameux « classeur noir ») et quelques outils bricolés (la file d'attente des RFC était un fichier HTML édité à la main), a fini par disposer de logiciels adaptés à la tâche. Finies, les machines de Rube Goldberg !

Dans le futur, bien sûr, les RFC vont continuer à changer ; le gros projet du moment est le changement de format canonique, du texte brut à XML. Si l'ancien format avait de gros avantages, notamment en terme de disponibilité sur le long terme (on peut toujours lire les anciens RFC, alors que les outils et formats à la mode au moment de leur écriture sont depuis longtemps oubliés), il avait aussi des inconvénients, comme l'impossibilité d'utiliser d'autres caractères que l'ASCII. Le RFC 7990 décrit le nouveau format, actuellement en cours de déploiement.

Autres lectures :

• Pour ce cinquantième anniversaire, Darius Kazemi commente un RFC par jour et c'est passionnant,
• Article de Dan York.

C'est une banalité que de choisir le conteneur comme symbole de la mondialisation. Mais comment en est-on arrivé là ? Qui a inventé le conteneur et pourquoi ? Comment s'est-il imposé ? Je trouve que Marc Levinson a fait un excellent travail d'histoire de la conteneurisation dans ce gros livre.

Donc, le conteneur, c'est la grosse boîte en acier qu'on voit déborder sur le pont des navires. Permettant d'abaisser le coût de transport international jusqu'au point qu'il devient souvent négligeable, le conteneur a permis aux baskets fabriquées au Viêt Nam, aux T-shirts du Bangladesh et aux téléphones montés en Chine d'arriver partout dans le monde. Plus besoin de mettre les usines près des futurs clients, on peut les installer là où les travaileurs ne sont pas syndiqués et donc pas chers. Mais malgré son rôle économique crucial, le conteneur ne fait pas rêver. On écrit plein de livres sur les avions, sur les bateaux, sur de nombreuses machines, mais pas sur cette grosse boîte disgracieuse, peinte de couleurs vulgaires, qu'est le conteneur. C'est là que Marc Levinson est intervenu pour écrire ce livre touffu et très détaillé. (L'original est en anglais mais j'ai lu la traduction en français.)

Levinson retrace l'histoire du conteneur, en insistant sur le rôle de Malcom McLean, qui n'est pas « l'inventeur » du conteneur (comme beaucoup d'inventions, le conteneur a de nombreux pères), mais celui qui l'a promu et développé depuis le début. L'histoire de l'homme seul luttant contre les conservatismes pour révolutionner le transport de marchandises aurait pu être fait en style « légende étatsunienne » classique, avec le courageux entrepreneur qui, parti de rien, devient riche par son travail personnel, mais, heureusement, Levinson ne donne pas dans ce travers. Il explique bien le rôle de McLean, mais aussi ses erreurs et ses défauts, et le rôle de nombreuses autres personnes.

C'est que le conteneur a eu une histoire difficile. Il n'y a que dans les légendes que l'inventeur conçoit un objet et qu'après de courtes difficultés initiales, l'objet conquiert le monde par la seule force de ses qualités intrinsèques. En fait, le conteneur ne s'est pas imposé tout de suite. Il a rencontré de nombreuses difficultés, du conservatisme des acteurs déjà installés aux problèmes politiques et légaux, en passant par la difficulté d'adapter toute la chaîne du transport. Sans oublier des problèmes techniques bien concrets, pour faire une boîte solide, mais pas chère et facile à manipuler.

Levinson ne cache pas que l'effondrement des coûts du transport international n'est pas uniquement dû au conteneur, objet magique. Il a fallu refaire toute la logistique, et cela a pris de nombreuses années. En cela, ce livre est un excellent modèle d'analyse d'un système socio-technique. Contrairement à beaucoup d'études sur un objet technique, celle-ci ne considère pas le conteneur comme isolé, mais bien comme un des maillons d'un système complexe. Avec le recul, on dit que c'est le conteneur, par la baisse des coûts qu'il a engendrée, qui a permis l'actuelle mondialisation. Mais pendant de nombreuses années, il fallait vraiment avoir la foi, le conteneur coûtait aussi cher, voire plus cher que les systèmes qu'il voulait remplacer. Et il fallait remplir cette grosse boîte, pour qu'elle ne voyage pas à moitié vide et cela au retour comme à l'aller. C'est seulement quand tout le système socio-technique du transport s'est adapté à ces exigences que les coûts ont réellement baissé. En attendant, il a fallu financer l'adaptation des bateaux et des ports à ce nouvel objet et, contrairement à la légende des entrepreneurs privés qui risquent leur argent et, si ça marche, en retirent des bénéfices bien mérités, ici, une bonne partie des ports et même des navires ont été financés pendant des années par l'argent public, McLean ayant réussi à convaincre beaucoup de monde que l'avenir était au conteneur. C'est d'ailleurs la guerre du Viêt Nam qui a marqué le vrai décollage du conteneur, vu les énormes besoins en matériel de l'armée étatsunienne et l'argent dont elle disposait.

Comme tous les changements socio-techniques, le conteneur a fait des gagnants et des perdants. Levinson ne joue pas la partition de la « mondialisation heureuse » et analyse qui a gagné et qui a perdu. Parmi les perdants, les marins : la rapidité de chargement et de déchargement, un des buts de la conteneurisation, a réduit à quelques heures la durée des escales. On ne voit plus du pays quand on est marin, seulement les gigantesques terminaux à conteneurs, toujours situés, vu leur taille, très loin de la ville, contrairement au port traditionnel. Toujours parmi les perdants, les dockers, le but du conteneur étant entre autres de nécessiter moins de personnel pour charger et décharger les bateaux. Les pages consacrées aux questions sociales sont très intéressantes, mais le livre est évidemment très centré sur les États-Unis et ce pays présente quelques particularités, comme les liens de certains syndicats avec le crime organisé (même si l'auteur note que le film Sur les quais n'est pas toujours réaliste), ou comme la concurrence entre syndicats (celui des dockers et celui des camionnneurs qui s'allient chacun avec son patronat, contre l'autre syndicat…)

Mais les principaux perdants n'ont pas forcément été du côté des professionnels du transport maritime : ce sont tous les travailleurs qui se trouvent désormais en compétition avec des pays sans lois sociales, sans syndicats, sans droit du travail.

La normalisation est un sujet peu abordé dans les analyses des systèmes socio-techniques mais, ici, elle a la place qu'elle mérite. Le conteneur n'est en effet intéressant que si n'importe quel navire, train ou camion peut l'embarquer. Cela nécessite une normalisation de la taille, des caractéristiques physiques (résistance à l'écrasement) et du système de verrouillage des conteneurs. C'est un des meilleurs chapitres du livre, introduisant le lecteur à ce monde feutré des négociations autour de la normalisation, sachant que des détails apparemment sans importance, comme la largeur exacte du conteneur, peuvent faire perdre beaucoup d'argent aux premiers investisseurs, qui risquent de devoir refaire leurs ports et leurs navires, si la taille initialement retenue n'est pas celle choisie par ces premiers arrivés. Et les décisions de normalisation ne sont pas purement arbitraires, la technique a son mot à dire, par exemple sur le système de verrouillage (sinon, on perd des conteneurs en mer.)

Pour résumer, c'est un très bon exemple d'analyse socio-technique, à lire même si vous ne travaillez pas dans le domaine du transport de marchandises. On voudrait que tous les systèmes socio-techniques complexes fassent l'objet d'aussi bonnes synthèses.

Et de jolies photos de conteneurs, prises à l'exposition Playmobil à Calais : (Version en taille originale.) (Version en taille originale.)

Ce nouveau RFC définit une nouvelle préférence qu'un client HTTP peut envoyer au serveur. « safe » (sûr) indique que le client ne souhaite pas recevoir du contenu qu'il trouve contestable.

Je vous arrête tout de suite : vous allez me demander « mais qui définit du contenu contestable ? Ça dépend des gens » et, je vous rassure, l'auteur du RFC a bien vu le problème. La préférence safe est juste une possibilité technique, le RFC ne définit pas ce qui est sûr et ce qui ne l'est pas, cela devra se faire dans un autre cadre, une discussion à ce sujet serait bien trop casse-gueule pour l'IETF. En pratique, le résultat de l'utilisation de cette préférence dépendra de bien des choses, comme la politique du serveur (le RFC dit « the cultural context of the site »), et une éventuelle relation pré-existante entre le serveur et un utilisateur particulier. Le RFC donne quand même une indication : safe peut vouloir dire « adapté aux mineurs ».

Il y a manifestement une demande, puisque bien des sites Web ont un mode « sûr », où on peut sélectionner « je ne veux pas voir des choses que je n'aime pas ». Notez que, dans ces cas, la définition de ce qui est sûr ou pas dépend du site Web. S'ils est géré aux États-Unis, « sûr » sera sans doute « aucune nudité humaine », en Arabie saoudite, « aucune femme visible », etc. Ce mode « sûr » des sites Web n'est pas pratique pour l'utilisateurice, car il nécessite de sélectionner l'option pour chaque site, et de se créer un compte, soit explicite, soit implicite via les cookies (RFC 6265). À moins que le mode « sûr » soit le mode par défaut et, dans ce cas, ce sont les gens qui n'en voudront pas qui auront du travail. D'où l'idée, très controversée à l'IETF, de configurer cela dans le navigateur Web (ou bien dans le système d'exploitation, pour que tous les clients HTTP le fassent), qui va indiquer au serveur les préférences (un peu comme le Do Not Track, dont on sait qu'il est largement ignoré par les sites Web). La technique utilisée est celle des préférences HTTP, normalisées dans le RFC 7240, préférences dont je rappelle que leur respect par le serveur est optionnel. La préférence safe envoyée par le client est donc à prendre comme un appel à « faire au mieux » et « je te fais confiance pour la définition de "sûr" », pas plus.

La section 2 de notre RFC est plus concrète, présentant la syntaxe exacte de safe. Voici un exemple de requête HTTP exprimant cette préférence :

GET /foo.html HTTP/1.1
Host: www.example.org
User-Agent: ExampleBrowser/1.0
Prefer: safe
  

La préférence est enregistrée à l'IANA. Le RFC impose que les requêtes « sûres » soient faites en HTTPS, pour éviter la surveillance spécifique des gens qui demandent du safe (et qui peuvent être des enfants), et pour éviter qu'un intermédiaire ne bricole la requête, ajoutant ou enlevant cette préférence. Une réponse possible à la requête ci-dessus serait :

HTTP/1.1 200 OK
Transfer-Encoding: chunked
Content-Type: text/html
Preference-Applied: safe
Server: ExampleServer/2.0
Vary: Prefer  
  

Le Vary: (RFC 7231, section 7.1.4) indique aux relais/caches intermédiaires qu'ils doivent tenir compte de la valeur de Prefer: avant de renvoyer la page mémorisée à un autre client.

Si vous voulez tester en vrai, la page https://www.bortzmeyer.org/apps/porn vous renverra un contenu différent selon que vous envoyez l'en-tête Prefer: safe ou pas. Voici un exemple avec curl :

%  curl --header "Prefer: safe" https://www.bortzmeyer.org/apps/porn
  

Le code est du Python/WSGI et se résume à :

    
def porn(start_response, environ):
    # Apache/WSGI always give us one Prefer: header even if the client sent several.
    preferences = re.split("\s*,\s*", environ['HTTP_PREFER'])
    safe = False
    for pref in preferences:
        if pref.lower() == 'safe':
            safe = True
            break
    begin = """<html><head>..."""
    end = """</body></html>"""
    safe_content = """<p>Safe ..."""
    unsafe_content = """<p>Unsafe ..."""
    if safe:
        output = begin + safe_content + end
    else:
        output = begin + unsafe_content + end
    status = '200 OK'
    response_headers = [('Content-type', 'text/html'),
                        ('Content-Length', str(len(output)))]
    start_response(status, response_headers)
    return [output]

  

Cette préférence semble répondre à une forte demande, puisqu'elle est déjà reconnue :

• Dans Internet Explorer (cf. la documentation),
• Dans Bing (cf. Bing),
• Dans les boitiers Cisco (cf. la documentation).

La section 3 du RFC rassemble quelques informations de sécurité :

• HTTPS est indispensable, sinon un intermédiaire pourra ajouter (ou retirer) la préférence safe,
• Paradoxalement, safe peut être dangereux puisqu'il transmet une information supplémentaire au serveur, aidant au fingerprinting,
• On n'a évidemment aucune garantie que le serveur a bien adapté le niveau du contenu à ce qu'on voulait. Le RFC fait même remarquer qu'un serveur sadique pourrait envoyer du contenu « pire » lorsque la préférence safe est présente.

Enfin, l'annexe A donne quelques conseils aux auteurs de navigateurs quant à la mise en œuvre de cette préférence. L'UI n'est pas évidente. Il est crucial de ne pas donner à l'utilisateur ou l'utilisatrice l'impression que cette préférence fournirait des garanties. Le RFC suggère un texte plus prudent pour une case à cocher « Demander du contenu "sûr" aux sites Web ». Et l'annexe B a des conseils pour les gérants de sites Web comme, par exemple, ne pas permettre aux utilisateurs de demander (via leur profil, par exemple) d'ignorer la préférence safe puisqu'elle a pu être placée par un logiciel de contrôle parental.

Ce RFC a le statut « pour information » et a été publié sur la voie indépendante (cf. RFC 5742) puisqu'il n'a pas fait l'objet d'un consensus à l'IETF (euphémisme…) Les principales objections étaient :

• « Sûr » n'a pas de définition précise et universelle, le terme est vraiment trop vague,
• Les navigateurs Web envoient déjà beaucoup trop d'informations aux serveurs, en ajouter une, qui pourrait, par exemple, permettre de cibler les mineurs, n'est pas forcément une bonne idée.

Ah, la sécurité, c'est toujours compliqué. Pour le courrier électronique, par exemple, SMTP peut être fait sur TLS, pour garantir la confidentialité et l'intégrité du message. Mais TLS est optionnel. Cela entraine deux problèmes : si la politique du MTA est laxiste, le message risque de passer en clair à certains moments, et si elle est stricte, le message risque d'être rejeté alors que l'expéditeur aurait peut-être préféré qu'il passe en clair. Ce nouveau RFC fournit deux mécanismes, un pour exiger du TLS à toutes les étapes, un au contraire pour demander de la bienveillance et de la tolérance et d'accepter de prendre des risques.

SMTP (RFC 5321) a une option nommée STARTTLS (normalisée dans le RFC 3207), qui permet, si le pair en face l'accepte, de passer la session SMTP sur TLS, assurant ainsi sa sécurité. STARTTLS a plusieurs problèmes, notamment son caractère optionnel. Même avec des sessions SMTP entièrement TLS (sans STARTTLS, cf. RFC 8314), le problème demeure. Que doit faire un MTA s'il ne peut pas lancer TLS, parce que le MTA en face ne l'accepte pas, ou parce que son certificat est invalide (RFC 6125) ou encore car DANE (RFC 7672) est utilisé et que le certificat ne correspond pas ? Jusqu'à présent, la décision était prise par chaque MTA et, comme SMTP repose sur le principe du relayage, l'émetteur original ne pouvait pas exprimer ses préférences, entre « je suis parano, j'ai lu le bouquin de Snowden, j'exige du TLS tout le temps » et « je m'en fous, je suis inconscient, je crois que je n'ai rien à cacher, je veux que le message soit envoyé, même en clair ». La politique des serveurs SMTP était typiquement de privilégier la distribution du message plutôt que sa sécurité. Désormais, il possible pour l'émetteur de donner ses préférences : l'option SMTP REQUIRETLS permet d'exiger du TLS tout le temps, et l'en-tête TLS-Required: (bien mal nommé) permet d'indiquer qu'on préfère au contraire la délivrance du message à sa sécurité.

En général, aujourd'hui, les MTA acceptent d'établir la session TLS, même si le certificat est invalide. En effet, dans le cas contraire, peu de messages seraient livrés, les certificats dans le monde du courrier étant fréquemment invalides, à l'opposé de ce qui se passe dans le monde du Web, où les navigateurs sont bien plus stricts. Pour durcir cette politique par défaut, et aussi parce qu'un attaquant actif peut retirer l'option STARTTLS et donc forcer un passage en clair, il existe plusieurs mécanismes permettant de publier une politique, comme DANE (RFC 7672) et MTA-STS (RFC 8461). Mais elles sont contrôlées par le récepteur, et on voudrait permettre à l'émetteur de donner son avis.

Commençons par REQUIRETLS, l'extension SMTP. (Désormais dans le registre IANA des extensions SMTP.) Il s'agit pour l'émetteur d'indiquer qu'il ne veut pas de laxisme : il faut du TLS du début à la fin, et, évidemment, avec uniquement des certificats valides. En utilisant cette extension, l'émetteur indique qu'il préfère que le message ne soit pas distribué, plutôt que de l'être dans de mauvaises conditions de sécurité. Cette extension peut être utilisée entre deux MTA, mais aussi quand un MUA se connecte au premier MTA, pour une soumission de message (RFC 6409). Voici un exemple (« C: » = envoyé par le client, « S: » = envoyé par le serveur) :

S: 220 mail.example.net ESMTP
C: EHLO mail.example.org
S: 250-mail.example.net Hello example.org [192.0.2.1]
S: 250-SIZE 52428800
S: 250-8BITMIME
S: 250-REQUIRETLS
C: MAIL FROM:<roger@example.org> REQUIRETLS
S: 250 OK
C: RCPT TO:<editor@example.net>
S: 250 Accepted
C: DATA
S: 354 Enter message, ending with "." on a line by itself

(Le message)
C: .
S: 250 OK
C: QUIT    

  

(Le lecteur ou la lectrice astucieux aura remarqué qu'il y a un piège, le risque qu'un attaquant actif ne retire le REQUIRETLS du client ou bien du serveur. Ce cas est traité plus loin.)

Dans l'exemple ci-dessus, le serveur a annoncé qu'il savait faire du REQUIRETLS, et le client a demandé à ce que l'envoi depuis roger@example.org soit protégé systématiquement par TLS. Cela implique que pour toutes les sessions SMTP suivantes :

• L'enregistrement MX soit résolu en utilisant DNSSEC (ou alors on utilise MTA-STS, RFC 8461),
• Le certificat soit valide et soit authentifié par une AC ou par DANE,
• Le serveur suivant doit accepter la consigne REQUIRETLS (on veut une chaîne complète, de l'émetteur au récepteur).

Puisque l'idée est d'avoir du TLS partout, cela veut dire qu'un MTA qui reçoit un message marqué REQUIRETLS doit noter cette caractéristique dans sa base et s'en souvenir, puisqu'il devra passer cette exigence au serveur suivant.

Si le serveur en face ne sait pas faire de REQUIRETLS (ou, pire, pas de TLS), l'émetteur va créer une erreur commençant par 5.7 (les erreurs SMTP étendues sont décrites dans le RFC 5248) :

REQUIRETLS not supported by server: 5.7.30 REQUIRETLS needed    
  

Et l'en-tête TLS-Required: ? (Ajouté dans le registre IANA des en-têtes.) Il fait l'inverse, il permet à l'émetteur de spécifier qu'il préfère la distribution du message à la sécurité, et qu'il faut donc débrayer les tests qu'on pourrait faire. Ce nom de TLS-Required: est mal choisi, car cet en-tête ne peut prendre qu'une seule valeur, no (non), comme dans cet exemple amusant du RFC :

From: Roger Reporter <roger@example.org>
To: Andy Admin <admin@example.com>
Subject: Certificate problem?
TLS-Required: No
Date: Fri, 18 Jan 2019 10:26:55 -0800

Andy, there seems to be a problem with the TLS certificate
on your mail server. Are you aware of this?

    Roger

  

Si l'en-tête est présent, le serveur doit être plus laxiste que d'habitude et accepter d'envoyer le message même s'il y a des problèmes TLS, même si la politique normale du serveur serait de refuser. Bien sûr, TLS-Required: no n'interdit pas d'utiliser TLS, si possible, et l'émetteur doit quand même essayer. Notez aussi que les MTA sont libres de leur politique et qu'on peut parfaitement tomber sur un serveur SMTP qui refuse de tenir compte de cette option, et qui impose TLS avec un certificat correct, même en présence de TLS-Required: no.

(Le lecteur ou la lectrice astucieux aura remarqué qu'il y a un piège, le risque qu'un attaquant actif n'ajoute TLS-Required: no. Ce cas est traité plus loin.)

Ah, et si on a les deux, REQUIRETLS et TLS-Required: no ? La section 4.1 du RFC couvre ce cas, en disant que la priorité est à la sécurité (donc, REQUIRETLS).

La section 5 de notre RFC couvre le cas des messages d'erreur générés par un MTA lorsqu'il ne peut pas ou ne veut pas envoyer le message au MTA suivant (ou au MDA). Il fabrique alors un message envoyé à l'expéditeur (bounce, en anglais, ou message de non-distribution). Ce message contient en général une bonne partie, voire la totalité du message original. Sa confidentialité est donc aussi importante que celle du message original. Si celui-ci était protégé par REQUIRETLS, le courrier d'erreur doit l'être aussi. Le MTA qui génère ce courrier d'erreur doit donc lui-même activer l'extension REQUIRETLS. (Notez que, comme le chemin que suivra cet avis de non-remise ne sera pas forcément le même que celui suivi par le message originel, s'il y a un serveur non-REQUIRETLS sur le trajet, le courrier d'erreur ne sera pas reçu.)

Si un logiciel ré-émet un message (par exemple un gestionnaire de liste de diffusion transmettant aux membres de la liste, cf. RFC 5598), il devrait, idéalement, appliquer également le REQUIRETLS sur le message redistribué. Le RFC ne l'impose pas car, en pratique, cela risquerait d'empêcher la réception du message par beaucoup.

Notre RFC se termine par une longue section 8 sur la sécurité, car les problèmes qu'essaie de résoudre ces solutions sont complexes. Le cas des attaques passives est facile : TLS protège presque parfaitement contre elles. Mais les attaques actives soulèvent d'autres questions. REQUIRETLS mènera à un refus des connexions SMTP sans TLS, protégeant ainsi contre certaines attaques actives comme le SSL stripping ou comme une attaque de l'Homme du Milieu avec un mauvais certificat. (Cette dernière attaque est facile aujourd'hui dans le monde du courrier, où bien des serveurs SMTP croient aveuglément tout certificat présenté.) REQUIRETLS protège également contre beaucoup d'attaques via le DNS, en exigeant DNSSEC (ou, sinon, MTA-STS).

Par contre, REQUIRETLS ne protège pas contre un méchant MTA qui prétendrait gérer REQUIRETLS mais en fait l'ignorerait. De toute façon, SMTP sur TLS n'a jamais protégé des MTA intermédiaires, qui ont le texte du message en clair. Si on veut se protéger contre un tel MTA, il faut utiliser PGP (RFC 4880) ou équivalent. (Par contre, le risque de l'ajout d'un TLS-Required: no par un MTA malveillant ne semble pas traité dans le RFC ; PGP ne protège pas contre cela.)

Il peut y avoir un conflit entre TLS-Required: no et la politique du MTA, qui tient absolument à vérifier les certificats des serveurs auxquels il se connecte, via PKIX ou via DANE. Le RFC laisse entendre que le dernier mot devrait revenir à l'expéditeur, au moins si le message a été envoyé via TLS et donc pas modifié en route. (Le cas d'un message reçu en clair - donc pas sécurisé - et demandant de ne pas exiger TLS reste ouvert…)

Et pour finir, l'exemple de session SMTP où le serveur annonçait qu'il gérait REQUIRETLS (en disant 250-REQUIRETLS) était simplifié. Si la session commençait en clair, puis passait à TLS après, avec la commande STARTTLS, le client doit recommencer la session une fois TLS activé, pour être sûr que ce qu'annonce le serveur est réel.

Bien qu'il y ait déjà des programmeurs ayant travaillé sur ce RFC, je ne trouve encore rien du tout dans le source de Postfix, le MTA que j'utilise, même dans la version expérimentale.

Ce RFC décrit un mécanisme pour renforcer un peu la sécurité des certificats. Il normalise les enregistrements CAA (Certification Authority Authorization), qui sont publiés dans le DNS, et indiquent quelles AC sont autorisées à émettre des certificats pour ce domaine. Le but est de corriger très partiellement une des plus grosses faiblesses de X.509, le fait que n'importe quelle AC peut émettre des certificats pour n'importe quel domaine, même si ce n'est pas un de ses clients. Ce RFC remplace l'ancienne définition de CAA, qui était dans le RFC 6844.

CAA est donc une technique très différente de DANE (RFC 6698), les seuls points communs étant l'utilisation du DNS pour sécuriser les certificats. DANE est déployé chez le client TLS, pour qu'il vérifie le certificat utilisé, CAA est surtout dans l'AC, pour limiter le risque d'émission d'un certificat malveillant (par exemple, CAA aurait peut-être empêché le faux certificat Gmail du ministère des finances.) Disons que CAA est un contrôle supplémentaire, parmi ceux que l'AC doit (devrait) faire. Les clients TLS ne sont pas censés le tester (ne serait-ce que parce que l'enregistrement CAA a pu changer depuis l'émission du certificat, la durée de vie de ceux-ci étant en général de plusieurs mois). CAA peut aussi servir à des auditeurs qui veulent vérifier les pratiques d'une AC (même avertissement : le certificat a pu être émis alors que l'enregistrement CAA était différent.)

La section 4 de notre RFC présente l'enregistrement CAA. Il a été ajouté au registre des types d'enregistrements sous le numéro 257. Il comprend une série d'options (flags) et une propriété qui est sous la forme {clé, valeur}. Un nom peut avoir plusieurs propriétés. Pour l'instant, une seule option est définie (un registre existe pour les options futures), « issuer critical » qui indique que cette propriété est cruciale : si on ne la comprend pas, le test doit être considéré comme ayant échoué et l'AC ne doit pas produire de certificat.

Les principales propriétés possibles sont (la liste complète est dans le registre IANA) :

• issue, la principale, qui indique une AC autorisée à émettre des certificats pour ce domaine (l'AC est indiquée par son nom de domaine),
• issuewild, idem, mais avec en plus la possibilité pour l'AC d'émettre des certificats incluants des jokers,
• iodef, qui indique où l'AC doit envoyer d'éventuels rapports d'échec, pour que le titulaire du nom de domaine puisse les corriger. Un URL est indiqué pour cela, et le rapport doit être au format IODEF (RFC 7970).

Voici par exemple quel était l'enregistrement CAA de mon domaine personnel :

% dig CAA bortzmeyer.org
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 61450
;; flags: qr rd ra ad; QUERY: 1, ANSWER: 3, AUTHORITY: 7, ADDITIONAL: 7
...
;; ANSWER SECTION:
bortzmeyer.org.		26786 IN CAA 0 issue "cacert.org"
bortzmeyer.org.		26786 IN CAA 0 issuewild "\;"
...

  

Il indique que seule l'AC CAcert peut créer un certificat pour ce domaine (et sans les jokers). Bon, c'est un peu inutile car CAcert ne teste pas les enregistrements CAA, mais c'était juste pour jouer. Je n'ai pas mis d'iodef mais il aurait pu être :

bortzmeyer.org. CAA 0 iodef "mailto:security@bortzmeyer.org"
  

Et, dans ce cas, l'AC peut écrire à security@bortzmeyer.org, avec le rapport IODEF en pièce jointe.

Attention, l'enregistrement CAA est valable pour tous les sous-domaines (et ce n'est pas une option,contrairement à, par exemple, HSTS du RFC 6797, avec son includeSubDomains). C'est pour cela que j'avais dû retirer l'enregistrement ci-dessus, pour avoir des certificats pour les sous-domaines, certificats faits par une autre AC. (Depuis, j'ai mis deux enregistrements CAA, pour les deux AC utilisées, les autorisations étant additives, cf. section 4.2 du RFC.)

Des paramètres peuvent être ajoutés, le RFC cite l'exemple d'un numéro de client :

example.com.   CAA 0 issue "ca.example.net; account=230123" 
  

Une fois les enregistrements CAA publiés, comment sont-ils utilisés (section 3) ? L'AC est censée interroger le DNS pour voir s'il y a un CAA (on note que DNSSEC est très recommandé, mais n'est pas obligatoire, ce qui réduit le service déjà faible qu'offre CAA). S'il n'y en a pas, l'AC continue avec ses procédures habituelles. S'il y a un CAA, deux cas : il indique que cette AC peut émettre un certificat pour le domaine, et dans ce cas-là, c'est bon, on continue avec les procédures habituelles. Second cas, le CAA ne nomme pas cette AC et elle doit donc renoncer à faire un certificat sauf s'il y a une exception configurée pour ce domaine (c'est la deuxième faille de CAA : une AC peut facilement passer outre et donc continuer émettre de « vrais/faux certificats »).

Notez que le RFC ne semble pas évoquer la possibilité d'imposer la présence d'un enregistrement CAA. C'est logique, vu le peu de déploiement de cette technique mais cela veut dire que « qui ne dit mot consent ». Pour la plupart des domaines, la vérification du CAA par l'AC ne changera rien.

Notez que, si aucun enregistrement CAA n'est trouvé, l'AC est censé remonter l'arbre du DNS. (C'est pour cela que SSL [sic] Labs trouvait un enregistrement CAA pour mercredifiction.bortzmeyer.org : il avait utilisé le CAA du domaine parent, bortzmeyer.org.) Si example.com n'a pas de CAA, l'AC va tester .com, demandant ainsi à Verisign si son client peut avoir un certificat et de qui. Cette erreur consistant à grimper sur l'arbre avait déjà été dénoncée dans le RFC 1535, mais apparemment la leçon n'a pas été retenue. Au moins, ce RFC corrige une grosse erreur du RFC 6844, en limitant cette montée de l'arbre au nom initialement cherché, et pas aux alias (enregistrements DNS CNAME) éventuels.

Enfin, la section 5 du RFC analyse les différents problèmes de sécurité que peut poser CAA :

• Le respect de l'enregistrement CAA dépend de la bonne volonté de l'AC (et CAA ne remplace donc pas DANE),
• Sans DNSSEC, le test CAA est vulnérable à des attaques par exemple par empoisonnement (le RFC conseille de ne pas passer par un résolveur normal mais d'aller demander directement aux serveurs faisant autorité, ce qui ne résout pas le problème : le programme de test peut se faire empoisonner, lui aussi, d'autant plus qu'il prend sans doute moins de précautions qu'un résolveur sérieux),
• Et quelques autres risques plus exotiques.

Le CA/Browser Forum avait décidé que le test des CAA serait obligatoire à partir du 8 septembre 2017. (Cf. la décision.) Comme exemple, parmi les enregistrements CAA dans la nature, on trouve celui de Google, qui autorise deux AC :

% dig CAA google.com
...
;; ->>HEADER<<- opcode: QUERY, status: NOERROR, id: 55244
;; flags: qr rd ra; QUERY: 1, ANSWER: 2, AUTHORITY: 0, ADDITIONAL: 1
...
;; ANSWER SECTION:
google.com.		86400 IN CAA 0 issue "pki.goog"
google.com.		86400 IN CAA 0 issue "symantec.com"
...

  

(Le TLD .goog est apparemment utilisé par Google pour son infrastructure, .google étant plutôt pour les choses publiques.) Notez que gmail.com, souvent détourné par des gouvernements et des entreprises qui veulent surveiller le trafic, a également un enregistrement CAA. Le célèbre SSL [sic] Labs teste la présence d'un enregistrement CAA. S'il affiche « DNS Certification Authority Authorization (CAA) Policy found for this domain », c'est bon. Regardez le cas de Google.

Quelques lectures et ressources pour finir :

• Un bon article de synthèse par SSL Labs.
• Une aide interactive pour fabriquer un enregistrement CAA. Si vous avez un très vieux serveur DNS, et qu'il refuse de charger les enregistrements CAA, vous allez devoir utiliser la syntaxe générique du RFC 3597. Comme elle est un peu compliquée, le service ci-dessus, ainsi que ce service en ligne peuvent vous aider, en affichant à l'ancienne syntaxe.
• Cet article détaillé écrit par une AC note un grand nombre de problèmes et de limites de CAA.
• Dès le lendemain du début des tests CAA par les AC, Comodo (la société des auteurs du RFC) avait déjà violé les règles et émis un certificat qui n'aurait pas dû l'être.
• Let's Encrypt vérifie bien les enregistrements CAA. Si on a un CAA indiquant une autre AC, même pour un domaine parent du domaine pour lequel on veut un certificat, Let's Encrypt refuse avec une erreur de type urn:acme:error:caa, « CAA record for DOMAIN_NAME prevents issuance ». Le monde étant cruel, et les logiciels souvent bogués, cela a d'ailleurs entrainé un amusant problème.

La section 7 de ce RFC décrit les changements depuis le RFC 6844. Sur la forme, le RFC a été profondément réorganisé. Sur le fond, le principal changement est que la procédure de montée dans l'arbre du DNS, très dangereuse, a été légèrement sécurisée en la limitant au nom lui-même, et pas aux alias. En effet, le RFC 6844 prévoyait que, si on cherchait le CAA de something.example.com, qu'on ne le trouvait pas, et que something.example.com était en fait un alias vers other.example.net, on remonte également l'arbre en partant de example.net. Cette idée a été heureusement abandonnée (mais, pour something.example.com, on testera quand même example.com et .com, donc le registre de .com garde la possibilité de mettre un CAA qui s'appliquera à tous les sous-domaines…)

Autre changement, la section 6, sur les questions de déploiement, qui intègre l'expérience pratique obtenue depuis le RFC 6844. Notamment :

• Certaines middleboxes boguées (pléonasme) bloquent les requêtes des types DNS inconnus et, apparemment, ne sont mises à jour que tous les vingt ans donc CAA est encore considéré comme inconnu,
• Certains serveurs faisant autorité sont programmés avec les pieds et répondent mal pour les types de données DNS qu'ils ne connaissent pas (ce n'est évidemment pas le cas des logiciels libres sérieux comme BIND, NSD, Knot, PowerDNS, etc.)

Le reste des changements depuis le RFC 6844 porte sur des points de détails comme une clarification de la grammaire, ou bien des précisions sur la sémantique des enregistrements CAA lorsque des propriétés comme issue sont absentes.

Les discours sur les pratiques numériques des « jeunes » ne manquent pas, allant de « ielles sont digital natives, ielles sont complètement à l'aise dans l'environnement numérique, les adultes n'ont rien à leur apprendre » à « ielles sont bêtes, ielles ont la capacité d'attention d'un poisson rouge, ielles gobent toutes les fake news, ielles ne lisent plus rien, c'était mieux avant [surtout qu'il n'y avait pas d'écriture inclusive] ». Les deux positions ont en commun d'être énoncées sans avoir sérieusement étudié les pratiques effectives de jeunes réels… Au contraire, dans ce livre, Anne Cordier regarde des vrais jeunes et, sans juger a priori, analyse ce qu'ielles font sur l'Internet.

Le livre date de 2015 (et le travail de recherche semble avoir été fait un certain temps avant), mais les choses n'ont pas forcément énormément changé depuis. Il y a sans doute moins de Facebook et davantage d'Instagram chez les jeunes, et MSN, cité dans le livre, a probablement disparu. Mais les fondamentaux demeurent, à savoir une grande… déconnexion entre l'existence connectée quasiment en permanence, et la difficulté à comprendre ce qui se passe derrière l'écran. (Et comme le note l'auteure, cette déconnexion n'est pas spécifique aux jeunes. Bien des adultes, même en milieu professionnel, ne comprennent pas non plus les dessous du numérique.)

La méthodologie suivie par l'auteure était d'observer, dans un CDI, collègiens et lycéens dans leurs aventures connectées, et de les interroger, de façon aussi neutre que possible, sur ce qu'ielles en pensaient, sur leurs analyses de l'Internet. Il est important de ne pas juger. Par exemple, ceux et celles qui ont des difficultés avec les outils de l'Internet ont souvent du mal à en parler aux enseignant·e·s ou aux parents. Et d'autant plus que le discours sur les mythiques digital natives, ces jeunes qui sauraient absolument tout sur le numérique et n'auraient rien à apprendre à ce sujet, est très présent, y compris dans leurs têtes. Si une personne de 70 ans peut avouer « moi, ces machines modernes, je n'y comprends rien », un tel aveu est bien plus difficile à 11 ans, quand on est censé tout maitriser de l'Internet. Les expressions du genre « si j'avouais que je ne sais pas faire une recherche Google, ce serait la honte » reviennent souvent.

Alors, que font et disent ces jeunes ? D'abord, ielles sont divers, et il faut se méfier des généralisations. D'autant plus que l'auteure a travaillé avec des classes différentes, dans des établissements scolaires différents. La première chose qui m'a frappé a été le manque de littératie numérique (et je ne pense pas que ce se soit beaucoup amélioré depuis 2015). Oui, ils et elles savent se servir avec rapidité des équipements électroniques, et de certains logiciels (comme, aujourd'hui, WhatsApp). Mais cela n'implique pas de compréhension de ce qui se passe derrière, et cela conduit à des comportements stéréotypés, par exemple d'utiliser toujours le même moteur de recherche. Le livre contient beaucoup de déclarations des jeunes participant à l'étude, et, p. 215, l'auteure leur demande pourquoi avoir choisi le moteur de recherche de Google : « on n'a que ça à la maison ». Sans compter celles et ceux qui affirment bien fort que « Google, c'est le meilleur », avant d'admettre qu'ielles n'en connaissent pas d'autres. Là encore, ne rions pas d'eux et elles : bien des adultes ne sont pas plus avancés, même s'ielles sont à des postes importants dans le monde professionnel.

En parlant de Google, il est frappant, en lisant le livre, à quel point Google occupe une « part d'esprit », en sus de sa part de marché. Et, là, ça n'a certainement pas changé depuis la sortie du livre. Les services de Google/Alphabet sont la référence pour tout, et plus d'un collègien ou lycéen lui attribue des pouvoirs quasi-magiques. À l'inverse, les échecs ne sont que rarement correctement analysés (p. 115). Cela va de l'auto-culpabilisation « j'ai fait une erreur, je suis nulle », au déni « je suis super-fort en Internet, ce n'est pas moi qui ai fait une erreur, je suis un boss » en passant par la personnalisation « il n'a pas compris ce que je lui demandais ». Notez quand même qu'à part quelques vantards, beaucoup des jeunes interrogés sont assez lucides sur leur manque de littératie numérique « on ne nous a jamais appris, les profs disent qu'on est censés tout savoir, mais en fait, on ne sait pas ».

Le plus grave, je trouve, c'est l'absence de compréhension de ce qu'ielles font (p. 244), qui se manifeste notamment par l'absence de terminologie. Beaucoup des jeunes interrogés ne savent pas raconter ce qu'ielles font sur l'Internet, à part en décrivant des gestes (« je clique sur le E bleu »). Une telle absence de modélisation, de conceptualisation, ne permet certainement pas de comprendre ce qui se passe, et d'avoir une attitude active et critique.

Les jeunes sont souvent en compétition les uns avec les autres, et cela se manifeste aussi dans les usages numériques. Lors d'un travail scolaire impliquant le montage d'un film, les utilisateurices de Movie Maker se sont ainsi fait vertement reprendre, comme quoi il ne s'agissait que d'un outil pour bricoleurs, pas pour vrais pros.

Par contre, ielles parlent beaucoup d'entraide, surtout de la part des grandes sœurs (les grands frères sont plus rarement mentionnés) et même des parents (les mères, surtout, les pères semblent moins souvent cités par les jeunes.)

Bref, un livre que je recommande beaucoup, pour avoir une bonne idée de l'état de la « culture numérique » chez les jeunes. Normalement, vous en sortez avec moins de certitudes et de généralisations qu'au départ.

Comme l'auteure a été professeur documentaliste, j'en profite pour signaler l'existence des APDEN, les associations de professeurs documentalistes, qui font d'excellentes réunions. Et puisqu'on a parlé d'éducation au numérique, je vous suggère la lecture du programme de SNT, qui commence en 2019. Mon avis est que ce programme est ambitieux, peut-être trop, vu les moyens concrets alloués, mais qu'il va dans la bonne direction : c'est justement ce niveau d'exigence qu'il faudrait pour le numérique.

Je vous recommande également cet excellent interview de l'auteure à l'émission 56Kast.

Le protocole d'annonces de routes BGP permet d'attacher aux annonces des étiquettes, les communautés, qui sont des métadonnées pour les routes. Certaines valeurs sont réservées pour des communautés « bien connues » qui sont censées donner le même résultat partout. Mais ce n'est pas vraiment le cas, comme l'explique ce RFC, qui demande qu'on améliore la situation.

Les communautés sont normalisées dans le RFC 1997, qui décrit par la même occasion le concept de communauté bien connue. Celles-ci sont enregistrées à l'IANA. Voici un exemple d'annonce BGP avec des communautés :

TIME: 11/03/19 09:14:47
TYPE: BGP4MP/MESSAGE/Update
FROM: 89.149.178.10 AS3257
TO: 128.223.51.102 AS6447
ASPATH: 3257 8966 17557 136030 138368
NEXT_HOP: 89.149.178.10
COMMUNITY: 3257:4000 3257:8102 3257:50001 3257:50110 3257:54900 3257:54901 65535:65284
ANNOUNCE
  103.131.214.0/24    
  

Cette annonce du préfixe 103.131.214.0/24 contient sept communautés, dont une bien connue, 65535:65284 (0xFFFFFF04 en hexadécimal), NOPEER, normalisée dans le RFC 3765.

Le RFC estime que le RFC 1997 était un peu trop flou, et que cela explique partiellement les différences que nous observons aujourd'hui.

Ainsi, le changement d'une communauté par la politique locale d'un AS. Un routeur BGP qui reçoit une annonce avec des communautés peut évidemment modifier ces communautés (typiquement en ajouter, mais parfois aussi en enlever). Tous les modèles de routeurs permettent donc de modifier les communautés, entre autres en fournissant une commande, appelée set ou un nom de ce genre, qui remplace les communautés par un autre ensemble de communautés. Toutes les communautés ? Non, justement, c'est là qu'est le problème : sur certains routeurs, les communautés bien connues sont épargnées par cette opération, mais pas sur d'autres routeurs.

(Personnellement, cela me semble un problème d'interface utilisateur, qui ne concerne pas vraiment le protocole. Mais je cite l'opinion du RFC, qui trouve cette différence de comportement ennuyeuse, par exemple parce qu'elle peut créer des problèmes si un technicien, passant sur un nouveau type de routeur, suppose qu'une commande ayant le même nom va avoir la même sémantique.)

La section 4 du RFC liste les comportements constatés sur les routeurs :

• Sur Junos OS, community set remplace toutes les communautés, bien connues ou pas,
• Sur les Brocade NetIron, set community a le même effet,
• Même chose sur VRP de Huawei, avec community set,
• Idem sur SR OS, avec replace,
• Sur IOS XR, set community remplace toutes les communautés sauf certaines communautés bien connues, comme NO_EXPORT, ces communautés doivent être retirées explicitement si on veut un grand remplacement ; la liste des communautés ainsi préservées n'est même pas la liste enregistrée à l'IANA,
• Sur OpenBGPD, set community ne supprime aucune des communautés existantes, qu'elles soient bien connues ou pas.

La section 5 de notre RFC souhaite donc que, pour les futures communautés spécifiées dans de futurs RFC, le comportement (remplaçable ou pas) soit précisé par l'IETF.

À destination, cette fois, des gens qui font le logiciel des routeurs, la section 6 suggère :

• De ne pas changer le comportement actuel, même pour améliorer la cohérence, même si une communauté change de statut (devenant bien connue) car ce changement serait trop perturbant,
• Mais de documenter soigneusement (apparemment, ce n'est pas fait) le comportement des commandes de type set ; que font-elles aux communautés bien connues ?

Quant aux opérateurs réseau, le RFC leur rappelle qu'on ne peut jamais être sûr de ce que vont faire les AS avec qui on s'appaire, et qu'il vaut mieux vérifier avec eux ce qu'ils font des NO_EXPORT ou autres communautés bien connues qu'on met dans les annonces qu'on leur envoie.

Le protocole NTP, qui sert à synchroniser les horloges sur l'Internet, est probablement un des plus vieux protocoles encore en service. Il est normalisé dans le RFC 5905. Ce nouveau RFC ne change pas la norme, il rassemble simplement un ensemble de bonnes pratiques pour l'utilisation de NTP. Sa lecture est donc très recommandée à toutes les personnes qui gèrent la synchronisation d'horloges dans leur organisation.

Bien sûr, tout dépend des niveaux d'exigence de cette organisation. Quel écart entre les horloges acceptez-vous ? Quel est le risque d'une attaque délibérée contre les serveurs de temps que vous utilisez ? À vous de lire ces bonnes pratiques et de les adapter à votre cas.

Le RFC commence par un conseil de sécurité réseau général (section 2). NTP est fondé sur UDP, ce qui signifie que le protocole de transport ne protège pas contre les usurpations d'adresses. Et comme les réponses NTP sont souvent bien plus grosses (en octets) que les questions, des attaques par réflexion et amplification sont possibles, et effectivement observées dans la nature. (Le RFC recommande également la lecture de « Technical Details Behind a 400Gbps NTP Amplification DDoS Attack », de « Taming the 800 Pound Gorilla: The Rise and Decline of NTP DDoS Attacks » et de « Attacking the Network Time Protocol ».) Il est donc nécessaire que les opérateurs réseau déploient les mesures « BCP 38 » contre les usurpations d'adresses IP.

Après ce conseil général, qui concerne également d'autres protocoles, comme DNS ou SNMP, la section 3 du RFC se penche sur les bonnes pratiques de configuration de NTP. Évidemment, il faut maintenir les logiciels à jour (ce qu'on oublie plus facilement lorsqu'il s'agit d'un protocole d'infrastructure, comme NTP).

Moins évidente, la nécessité d'avoir plusieurs sources de temps. Une source donnée peut être malveillante, ou tout simplement incorrecte. Or, NTP peut utiliser plusieurs sources, et trouver le temps correct à partir de ces sources (les détails sont dans le RFC 5905, et dans le livre de D. Mills, « Computer network time synchronization: the Network Time Protocol ».) Trois sources sont le minimum, quatre sont recommandées, si, bien sûr, elles sont suffisamment diverses, et dignes de confiance. (Au passage, Renater gère une liste de serveurs NTP en France mais elle ne semble pas à jour, chronos.cru.fr n'existe plus, il y manque le serveur de l'AFNIC, ntp.nic.fr, etc.)

Ce conseil de chercher plusieurs serveurs suppose évidemment que ces serveurs sont indépendants : s'ils prennent tous le temps depuis une même source et que celle-ci est déréglée ou malveillante, avoir plusieurs serveurs ne suffira pas. Il est donc également nécessaire de veiller à la diversité des horloges sous-jacentes. Avoir plusieurs serveurs mais connectés à des horloges du même vendeur fait courir le risque d'un problème commun à toutes. La diversité doit aussi s'appliquer au choix du type d'horloge : si on utilise plusieurs horloges, mais toutes fondées sur des constellations de satellites, une tache solaire va les perturber tous en même temps. Autre risque : un problème DNS supprimant le nom de domaine, comme c'était arrivé à usno.navy.mil (l'USNO), en décembre 2018 et surtout à ntp.org en janvier 2017 (cf. cette discussion ou bien celle-ci).

Autre question, les messages de contrôle de NTP. Introduits dans l'annexe B du RFC 1305, qui normalisait la version 3 de NTP, ils n'ont pas été conservés pour la version 4 (RFC 5905). (Un projet existe à l'IETF pour les remettre, cf. draft-ietf-ntp-mode-6-cmds.) Utiles à l'administrateur système pour la gestion de ses serveurs, ces messages peuvent être dangereux, notamment en permettant des attaques par réflexion, avec amplification. La bonne pratique est donc de ne pas les ouvrir au monde extérieur, seulement à son réseau. Des exemples de configurations restrictives figurent à la fin de cet article.

Il est évidemment nécessaire de superviser ses serveurs NTP, afin de s'assurer qu'ils sont en marche, et, surtout, du fait qu'ils soient bien synchronisés. Des exemples, utilisant Icinga, figurent à la fin de cet article.

Un serveur NTP qui sert des dizaines de milliers de clients peut nécessiter beaucoup de ressources réseau. Il est donc important de n'utiliser comme serveur que des serveurs qu'on est autorisé à questionner (ce qui est le cas des serveurs publics comme ntp.nic.fr). Il existe hélas de nombreux exemples d'abus de serveurs NTP, le plus célèbre étant sans doute celui du serveur de Poul-Henning Kamp par D-Link.

Pour permettre à tous et toutes de synchroniser leurs horloges, le projet « NTP Pool » a été créé. De nombreux volontaires mettent à la disposition de tous leurs serveurs NTP. L'heure ainsi distribuée est en général de bonne qualité mais, évidemment, le projet ne peut fournir aucune garantie. Il convient bien pour les configurations par défaut distribuées avec les logiciels, ou pour des machines non critiques. Autrement, il faut utiliser des serveurs « de confiance ».

Pour l'utiliser, il faut regarder les instructions (elles existent aussi en français). En gros, on doit indiquer comme serveurs NTP des noms pris sous pool.ntp.org et ces noms pointeront, au hasard, vers des machines différentes, de manière à répartir la charge. Voici un exemple (avec un serveur français) :

% dig +short A 0.fr.pool.ntp.org
5.196.192.58
51.15.191.239
92.222.82.98
162.159.200.123

Mais quelque temps après, les adresses IP auront changé.

%  dig +short A 0.fr.pool.ntp.org
80.74.64.2
212.83.154.33
94.23.99.153
37.187.5.167
   

Voici un exemple de configuration avec le serveur NTP habituel, dans son ntp.conf :

pool 0.fr.pool.ntp.org iburst
pool 1.fr.pool.ntp.org iburst
pool 2.fr.pool.ntp.org iburst
pool 3.fr.pool.ntp.org iburst
    

Ainsi, on aura quatre serveurs, pointant vers des adresses réparties dans le lot. Avec OpenNTPd, ce serait :

servers fr.pool.ntp.org
    

L'administrateur système ne pense pas toujours à ajuster la configuration, donc beaucoup de fournisseurs de logiciels ont un sous-domaine de pool.ntp.org, utilisé dans les configurations livrées avec leurs serveurs NTP. Par exemple, pour OpenWrt, le fichier de configuration par défaut contiendra :

server 0.openwrt.pool.ntp.org iburst
server 1.openwrt.pool.ntp.org iburst
server 2.openwrt.pool.ntp.org iburst
server 3.openwrt.pool.ntp.org iburst
    

Un problème récurrent des horloges sur l'Internet est celui des secondes intercalaires. La Terre étant imparfaite, il faut de temps en temps corriger le temps universel avec ces secondes intercalaires. Jusqu'à présent, on a toujours ajouté des secondes, puisque la Terre ralentit, mais, en théorie, on pourrait avoir à en retirer. Il existe un temps qui n'a pas ce problème, TAI, mais, outre qu'il s'éloigne petit à petit du temps astronomique, il n'a pas été retenu dans les normes comme POSIX (ou NTP, qui ne connait qu'UTC…) Il faut donc gérer les soubresauts d'UTC, et c'est une source de bogues sans fin. Les secondes intercalaires ne sont pas prévisibles longtemps à l'avance (je vous avait dit que la Terre est imparfaite) et il faut donc lire les bulletins de l'IERS (en l'occurrence le bulletin C) pour se tenir au courant. Notez que ce bulletin n'est pas écrit sous une forme structurée, lisible par un programme, donc on pourra préférer le leap-seconds.list, disponible en plusieurs endroits. Pour un serveur NTP, une autre solution est d'utiliser des horloges qui distribuent de l'information sur les secondes intercalaires prévues. C'est le cas du GPS ou de DCF77. Dans ce cas, le serveur NTP peut se préparer un peu à l'avance (ce qui n'évite pas les bogues…)

Autre problème amusant, noté par le RFC, le leap smearing, qui consiste à lisser l'arrivée d'une seconde intercalaire au lieu de brutalement décaler l'horloge d'une seconde. Lors de la seconde intercalaire de juin 2015, certains serveurs NTP faisaient du leap smearing et pas d'autres, ce qui semait la confusion chez les clients qui avaient un mélange de ces deux types de serveurs. Le leap smearing n'est pas conforme à la norme NTP et ne doit donc pas être utilisé sur des serveurs NTP publics, d'autant plus que le protocole ne permet pas de savoir si le serveur utilise ce smearing ou pas. Dans un environnement fermé, par contre, on fait évidemment ce qu'on veut.

Concernant ce leap smearing, le RFC note qu'il peut poser des problèmes juridiques : l'horloge de la machine ne sera pas en accord avec l'heure légale, ce qui peut créer des histoires en cas, par exemple, d'accès des autorités aux journaux.

Passons maintenant aux mécanismes de sécurité de NTP (section 4 du RFC). L'analyse des risques a été faite dans le RFC 7384, notre RFC rappelle les moyens de faire face à ces risques. Il y a bien sûr les clés partagées (la directive keys /etc/ntp/ntp.keys dans le serveur NTP classique). NTP n'a pas de mécanisme de distribution de ces clés, il faut le faire en dehors de NTP (copier /etc/ntp/ntp.keys…), ce qui ne marche donc pas pour des serveurs publics. (Comme il y a toujours des lecteurs qui me disent « mais c'est pas pratique de recopier les clés à la main sur toutes les machines », je rappelle l'existence d'Ansible, et autres outils analogues.) À noter que le seul algorithme de condensation normalisé pour l'utilisation de ces clés est MD5, clairement dangereux (RFC 6151). Ceci dit, d'autres algorithmes sont parfois acceptés par les mises en œuvre de NTP, cf. RFC 8573. (Opinion personnelle : MD5 vaut mieux que pas de sécurité du tout.)

Et… c'est tout. Il n'existe pas actuellement d'autre mécanisme de sécurité pour NTP. Le système Autokey, normalisé dans le RFC 5906 a été abandonné, en raison de ses vulnérabilités. Un travail était en cours à l'époque pour lui concevoir un successeur, ce qui a donné le RFC 8915.

La section 5 de notre RFC résume les bonnes pratiques en matière de sécurité NTP :

• Éviter les fuites d'information que permettent les requêtes de contrôle. Les articles de Malhotra, A., Cohen, I., Brakke, E., et S. Goldberg, « Attacking the Network Time Protocol », de Van Gundy, M. et J. Gardner, « Network Time Protocol Origin Timestamp Check Impersonation Vulnerability » (CVE-2015-8138) et de Gardner, J. et M. Lichvar, « Xleave Pivot: NTP Basic Mode to Interleaved » (CVE-2016-1548) documentent des attaques rendues possibles par ce côté trop bavard de NTP. C'est ainsi par exemple que Shodan se permettait de repérer des adresses IPv6 à analyser, pour compenser le fait que l'espace d'adressage IPv6 est trop gros pour le balayer systématiquement (RFC 7707).
• Surveiller les attaques connues, par exemple avec Suricata.
• NTP a un mécanisme de répression des requêtes, le KoD (Kiss-o'-Death, RFC 5905, section 7.4), qui permet de calmer les clients qui suivent la norme (un attaquant l'ignorera, bien sûr).
• La diffusion des informations NTP à tout le réseau local, pratique pour diminuer l'activité NTP (directives broadcast et broadcastclient dans le serveur NTP), ne devrait se faire que si ledit réseau est de confiance et que les informations sont authentifiées.
• Même chose pour le mode symétrique (entre pairs qui s'échangent les informations NTP, directive peer).

Enfin, la section 6 du RFC couvre le cas particulier des systèmes embarqués. Par exemple, les objets connectés ont une fâcheuse tendance à rester en service des années sans mise à jour. S'ils ont été configurés en usine avec une liste de serveurs NTP, et que certains de ces serveurs disparaissent ensuite, l'objet risque de ne plus pouvoir se synchroniser ou, pire, il va matraquer une machine innocente qui a récupéré l'adresse d'un serveur NTP (cf. RFC 4085). Il est donc important que les clients NTP puissent mettre à jour la liste de leurs serveurs. D'autre part, la liste doit évidemment être correcte dès le début, et ne pas inclure des serveurs NTP, même publics, sans leur autorisation. Une solution simple est de passe par le le projet « NTP Pool ».

L'annexe A de notre RFC rassemble des conseils qui sont spécifiques à une mise en œuvre de NTP, celle de la Network Time Foundation, le « code NTP original » (paquetage ntp sur Debian ou ArchLinux).

Pour obtenir une variété de sources, le démon « ntpd » fourni a la directive pool, qui permet de désigner un ensemble de serveurs :

pool 0.debian.pool.ntp.org iburst
pool 1.debian.pool.ntp.org iburst
pool 2.debian.pool.ntp.org iburst
pool 3.debian.pool.ntp.org iburst
    

NTP a la possibilité de recevoir des messages de contrôle (annexe B du RFC 1305). Cela peut être dangereux, et il est recommandé d'en restreindre l'accès. Avec le serveur habituel ntpd, c'est bien documenté (mais cela reste complexe et pas intuitif du tout). Voici un exemple :

restrict default noquery nopeer nomodify notrap
restrict ::1
restrict 2001:db8:b19:3bb0:: mask ffff:ffff:ffff:ffff:: notrust
restrict 2001:db8:2fab:e9d0:d40b:5ff:fee8:a36b nomodify
    

Dans cet exemple, la politique par défaut (première ligne) est de ne rien autoriser. Toute machine qui tenterait de parler au serveur NTP serait ignorée. Ensuite, la machine locale (::1, deuxième ligne) a tous les droits (aucune restriction). Entre les deux (troisième ligne), les machines du réseau local (2001:db8:b19:3bb0::/64) ont le droit de parler au serveur seulement si elles sont authentifiées cryptographiquement. Enfin, la machine 2001:db8:2fab:e9d0:d40b:5ff:fee8:a36b a le droit de lire le temps chez nous mais pas de le modifier.

On avait parlé plus haut de l'importance de superviser ses services de temps. Voici une configuration avec Icinga pour faire cela :

apply Service "ntp-time" {
  import "generic-service"
  check_command = "ntp_time"
    assign where (host.address || host.address6) && host.vars.ntp 
}
...
object Host "foobar" {
...
   vars.ntp = true 

Avec cette configuration, la machine foobar sera supervisée. On peut tester depuis la ligne de commande que le monitoring plugin arrive bien à lui parler :

% /usr/lib/nagios/plugins/check_ntp_time -H foobar
NTP OK: Offset 7.331371307e-06 secs|offset=0.000007s;60.000000;120.000000;
 

Si la réponse avait été CRITICAL - Socket timeout after 10 seconds, on aurait su que le serveur refuse de nous parler.

Ah, et puisqu'on a parlé de sécurité et de protéger (un peu) NTP par la cryptographie, voici un exemple (non, ce ne sont pas mes vrais clés, je vous rassure) :

% cat /etc/ntp/ntp.keys
...   
13 SHA1  cc5b2e7c400e778287a99b273b19dc68369922b9 # SHA1 key

% cat /etc/ntp.conf
...
keys /etc/ntp/ntp.keys
trustedkey 13
 

Avec cette configuration (le fichier ntp.keys peut être généré avec la commande ntp-keygen), le serveur NTP acceptera les messages protégés par la clé numéro 13. Sur le client, la configuration sera :

keys /etc/ntp/ntp.keys
server SERVERNAME key 13
 

Quelques petits trucs pour finir. Avec ntpd, comment voir l'état des pairs avec qui ont est connectés ? Ici, on a configuré l'utilisation du pool :

    
% ntpq -pn
     remote           refid      st t when poll reach   delay   offset  jitter
==============================================================================
 0.debian.pool.n .POOL.          16 p    -   64    0    0.000    0.000   0.000
 1.debian.pool.n .POOL.          16 p    -   64    0    0.000    0.000   0.000
 2.debian.pool.n .POOL.          16 p    -   64    0    0.000    0.000   0.000
 3.debian.pool.n .POOL.          16 p    -   64    0    0.000    0.000   0.000
-162.159.200.123 10.19.11.58      3 u   25  128  377    1.381   -2.439   0.199
-164.132.45.112  43.13.124.203    3 u    8  128  377    5.507   -1.423   0.185
+212.83.145.32   193.200.43.147   2 u    4  128  377    1.047   -1.823   0.455
+5.196.160.139   145.238.203.14   2 u   12  128  377    5.000   -0.981   0.291
-163.172.61.210  145.238.203.14   2 u    8  128  377    1.037   -0.888   0.246
*82.64.45.50     .GPS.            1 u   71  128  377   11.116   -1.178   0.549
-178.249.167.0   193.190.230.65   2 u    3  128  377    6.233   -1.026   0.145
-194.57.169.1    145.238.203.14   2 u    2  128  377   10.660   -0.931   0.233
-151.80.124.104  193.204.114.232  2 u   16  128  377    4.888   -1.414   0.354

Autre commande utile, pour comparer l'heure locale avec les serveurs NTP :

    
%  ntpdate -q ntp.nic.fr
server 2001:67c:2218:2::4:12, stratum 2, offset 0.000520, delay 0.03194
server 2001:67c:2218:2::4:13, stratum 2, offset 0.000746, delay 0.03175
server 192.134.4.12, stratum 2, offset 0.000509, delay 0.03127
server 192.134.4.13, stratum 2, offset 0.000596, delay 0.04376
28 Oct 10:54:08 ntpdate[18996]: adjust time server 192.134.4.12 offset 0.000509 sec

Et avec un serveur NTP complètement différent ? Essayons avec OpenNTPD :

% cat /etc/ntpd.conf
     
# No way to restrict per IP address :-(    Use a firewall       
listen on *
servers fr.pool.ntp.org
sensor *
    

Avec cette configuration, la machine va se synchroniser au pool, cequ'on pourra vérifier avec ntpctl :

% sudo ntpctl -s all
4/4 peers valid, clock synced, stratum 4

peer
   wt tl st  next  poll          offset       delay      jitter
162.159.200.123 from pool fr.pool.ntp.org
    1 10  3   23s   30s        -2.270ms     4.795ms     0.027ms
193.52.136.2 from pool fr.pool.ntp.org
    1 10  2   32s   34s        -1.904ms    18.058ms     1.788ms
91.121.96.146 from pool fr.pool.ntp.org
 *  1 10  3    0s   31s        -1.147ms     1.872ms     0.069ms
62.210.213.21 from pool fr.pool.ntp.org
    1 10  2    1s   34s        -0.367ms     4.989ms     0.067ms
   

Le sujet du harcèlement dans l'enseignement est douloureux mais il est quand même nécessaire de l'étudier. Il ne se réduit pas au cyberharcèlement, et il n'est même pas sûr que le cyberharcèlement soit si différent que cela du harcèlement classique, comme l'indique le titre de ce livre, qui met « cyber » entre parenthèses. En outre, ce sujet se prête au sensationnalisme, et les articles sur quelques cas spectaculaires masquent souvent la réalité du phénomène. On peut donc féliciter l'auteure d'avoir abordé le sujet sous un angle plus scientifique, en s'appuyant sur des faits, et en étudiant le phénomène sous tous ses aspects, afin de mieux pouvoir le combattre.

C'est d'autant plus important que les exagérations et les approximations qui sont fréquentes lorsqu'on parle du cyberharcèlement ont souvent des but cachés. Par exemple, les politiciens français dénoncent souvent l'anonymat sur l'Internet comme étant lié au harcèlement, et réclament son abolition, alors que Bérengère Stassin fait remarquer que, dans la plupart des affaires de harcèlement scolaire, la victime sait parfaitement qui sont ses harceleurs. Mais la vérité ne compte pas quand on veut faire passer une nouvelle loi.

Et, si les médias et les autorités parlent si souvent du cyberharcèlement (et très peu du harcèlement tout court), c'est que cela sert aussi à diaboliser les outils de communication modernes, qui les concurrencent. On voit ainsi des campagnes de sensibilisation anxiogènes, qui ne présentent l'Internet que comme un outil de harcèlement.

Revenons au livre. L'auteure commence par recadrer le problème dans l'ensemble des phénomènes de harcèlement à l'école, malheureusement fréquents. (Elle fait aussi remarquer que les cas les plus dramatiques, se terminant parfois par un suicide de la victime, font parfois oublier qu'il existe un harcèlement de masse, pas aussi grave mais beaucoup plus fréquent.) Le harcèlement scolaire a été étudié depuis longtemps par les spécialistes, même s'il n'existe évidemment pas de solution miracle. Le harcèlement massif est difficile à mesurer car il consiste en beaucoup de micro-agressions. Chaque agresseur a l'impression de ne pas avoir fait grand'chose, alors que c'est leur nombre qui fait la gravité du phénomène. Et le harcèlement est inégalement réparti entre les genres, les filles en étant plus souvent victimes.

Comme toutes les activités humaines, le harcèlement s'est ensuite adapté à l'Internet et diverses formes de cyberharcèlement sont apparues, que l'auteure passe en revue en détail avec, pour chacune, ce que dit la loi. Mais la presse et les politiciens, toujours prêts à diaboliser le nouveau système de communication, ont rapidement entonné le discours « c'est la faute d'Internet et des écrans, les jeunes étaient mieux avant », quitte à inventer les faits, comme dans l'affaire du soi-disant Momo challenge. La réalité est pourtant bien assez grave comme cela, et plusieurs personnalités ont dénoncé publiquement le cyberharcèlement dirigé contre elles, par exemple Marion Seclin ou Nadia Daam. Ces trois premiers chapitres du livre sont difficiles à lire, car parlant de choses extrêmement douloureuses (même si les agresseurs les considèrent toujours avec légèreté) mais indispensables, pour avoir une idée claire du phénomène. Le livre détaille notamment les nombreuses études qui ont été faites, analysant les motivations des harceleurs (inutile de rappeler que comprendre, ce n'est pas excuser, n'est-ce pas ?)

Une fois qu'on a étudié le harcèlement, reste à lutter contre lui. C'est l'objet du dernier chapitre. Au moins, maintenant, le problème est nommé et reconnu (ce n'était pas le cas il y a cent ans.) L'État s'en empare, le ministère fait des campagnes, et sensibilise, plusieurs associations sont actives (comme l'APHEE, Marion, la main tendue ou e-Enfance, cette dernière étant spécialisée dans la lutte contre le cyberharcèlement et, au passage, le livre contient énormément d'URL de ressources utiles pour lutter contre le harcèlement).

Le livre ne fournit bien sûr pas de solution simple et magiquement efficace. Il liste de nombreuses initiatives, de nombreux endroit où trouver des informations et des idées. Les personnes impliquées dans la lutte contre le harcèlement, les enseignant·e·s par exemple, y trouveront des armes contre ces affreuses pratiques. Ne manquez pas également de visiter le blog de l'auteure.

Autre compte-rendu de ce livre : celui de Didier Epsztajn.

Beaucoup de textes ont été écrits sur le rôle de l'Internet, et des réseaux sociaux centralisés, comme Facebook ou Twitter, dans des évènements politiques. Ce fut le cas, par exemple, du printemps arabe. L'auteure explore, dans ce livre très riche et très rigoureux, tous les aspects de cette relation entre les militants et les techniques d'information et de communication. Twitter peut-il battre les gaz lacrymogènes ?

(Le livre a été écrit en anglais, Zeynep Tufekci étant étatsunienne - d'origine turque. Il a été publié dans sa langue originale en 2017. Je l'ai lu dans la traduction française, tout à fait correcte, à part une certaine tendance à utiliser le mot anglais en français, comme traduire activist par activiste ou devastated par dévasté.)

Une grande partie des articles et messages écrits au sujet de l'utilisation de l'Internet par les militants des quatre coins du globe sont assez excessifs dans un sens ou dans l'autre. Soit on estime que l'Internet change tellement de choses qu'il ouvre une façon toute nouvelle de faire de la politique, et rend donc dépassées les méthodes traditionnelles, soit on se moque des « révolutions Twitter » et on affirme que le pouvoir se prend dans la rue, comme avant. La vérité est évidemment plus complexe : l'arrivée de l'Internet n'a pas supprimé les lois de la politique, les questions posées aux militants et aux révolutionnaires restent les mêmes, ainsi que les problèmes auxquels ils et elles font face. Mais l'Internet n'est pas non plus un épiphénomène : comme d'autres techniques avant lui (l'imprimerie est l'exemple canonique, d'ailleurs analysé de façon originale par l'auteure), l'Internet a changé les moyens dont les gens disposent, a créé de nouvelles affordances (là, je ne critiquerai pas la traduction : il n'y a pas de bon terme en français), c'est-à-dire de nouvelles potentialités, des encouragements à aller dans de nouvelles directions. Sur la question récurrente de la neutralité de la technique, Zeynep Tufekci cite à juste titre la citation classique de Melvin Kranzberg : « La technologie n'est ni bonne, ni mauvaise ; et n'est pas neutre non plus. »

Une des raisons pour lesquelles bien des discours sur les mouvements politiques utilisant l'Internet sont très unilatéraux est que beaucoup de leurs auteurs sont des férus de technique qui ne connaissent pas grand'chose à la politique, et qui découvrent comme s'ils étaient les premiers à militer, ou bien ils sont des connaisseurs de la politique, mais complètement ignorants de la technique, dont ils font un tout, animé d'une volonté propre (les fameux « algorithmes »), et pas des outils que les gens vont utiliser. L'auteure, au contraire, informaticienne, puis chercheuse en sciences politiques, connait bien les deux aspects. Elle a étudié en profondeur de nombreux mouvements, les zapatistes au Mexique, Occupy Wall Street, l'occupation du parc Gezi, Black Lives Matter, les révolutions tunisienne et égyptienne, en étant souvent sur le terrain, à respirer les gaz lacrymogènes. (Les gilets jaunes n'y sont pas, bien que ce mouvement mériterait certainement d'être étudié dans son rapport à Facebook, mais le livre a été publié avant.) Et elle analyse le rôle de l'Internet, en chercheuse qui le connait bien, en voit les forces et les limites.

En contraste, elle étudie également le mouvement des droits civiques aux États-Unis. Voici un mouvement de très grande importance, qui a tout fait sans disposer de l'Internet. Alors qu'aujourd'hui, deux ou trois messages sur Facebook peuvent être le point de départ d'une manifestation très importante, et très rapidement prête, le mouvement des droits civiques a dû ramer pendant de nombreux mois pour, par exemple, organiser sa grande manifestation à Washington. L'auteure ne dit pas que c'était mieux à l'époque ou mieux aujourd'hui : elle insiste plutôt sur les permanences de l'action politique. Mais elle note aussi les différences : si l'organisation était bien plus laborieuse à l'époque (pas question de coordonner les aspects matériels avec une feuille de calcul mise en ligne et partagée), cela avait également des avantages. Les militants apprenaient à se connaitre, à se faire confiance, même des activités a priori sans intérêt politique, comme l'organisation pratique des voyages pour aller sur le lieu de la manifestation, avaient l'avantage de créer des liens, qui allaient permettre au mouvement de rester solide dans les tempêtes, face à la répression, et surtout face aux choix tactiques et stratégiques nécessaires lorsque la situation évolue.

Au contraire, l'Internet permet de se passer de cette organisation, au moins au début. Un individu seul peut se créer son blog et s'exprimer là où, auparavant, il aurait dû mendier un espace d'expression aux médias officiels, ou bien rejoindre un parti ou un mouvement critique, pour pouvoir faire relayer ses idées. C'est un énorme avantage et un des grands succès de l'Internet. Mais cela entraine de nouveaux risques, comme le fait qu'on n'a plus besoin de supporter les difficultés du travail collectif, ce qui peut rendre plus compliquée la traduction des idées en actions qui changent les choses.

Parmi les affordances de l'Internet, il y a le fait que beaucoup de choses sont possibles sans organisation formelle. Des mouvements très forts (comme celui du parc Gezi) ont été possibles sans qu'un parti traditionnel ne les structure et ne les dirige. Mais, bien sûr, cet avantage a aussi une face négative : puisque la nécessité d'une organisation n'est pas évidente, on peut se dire qu'on peut s'en passer. Au début, ça se passe effectivement bien, sans les lourdeurs bureaucratiques exaspérantes. Mais, ensuite, les problèmes surgissent : le pouvoir en place fait des ouvertures. Comment y répondre ? Ou bien il change de tactique, et le mouvement doit s'adapter. Et, là, l'absence d'un mécanisme de prise de décision commun se fait sentir, et beaucoup de mouvements s'affaiblissent alors, permettant à la répression de disperser ce qui reste. J'avais été frappé, sur les ronds-points, par la fréquence du discours « ah non, surtout pas de partis, surtout pas de syndicats, surtout pas d'organisations et de porte-paroles », chez des gilets jaunes qui n'avaient sans doute pas étudié les théoriciens de l'anarchisme. Mais c'est que le débat est aussi ancien que la politique. L'Internet le met en évidence, en rendant possible des fonctionnements moins centralisés, mais il ne l'a pas créé.

Léger reproche à l'auteure : elle ne discute pas ce qui pourrait arriver avec d'autres outils que les gros réseaux centralisés étatsuniens comme Facebook ou Twitter. Il est vrai qu'on manque encore d'exemples détaillés à utiliser, il n'y a pas encore eu de révolution déclenchée sur le fédivers ou via Matrix.

Je n'ai donné qu'une idée très limitée de ce livre. Il est très riche, très nuancé, l'auteure a vraiment tenu à étudier tout en détail, et aucun résumé ne peut donc suffire. En conclusion, un livre que je recommande à toutes celles et tous ceux qui veulent changer le monde et se demandent comment faire. Il n'est ni optimiste, ni pessimiste sur le rôle de l'Internet dans les révolutions : « ni rire, ni pleurer, mais comprendre » (Spinoza, il semble).

Autre(s) article(s) en français sur ce livre :

• Celui de Matthieu Demory.

Petit avertissement : j'ai reçu un exemplaire gratuit de ce livre.

Excellent (vraiment excellent) livre d'histoire de la France, vu sous un angle différent de l'habituel : moins de rois et de princes, et d'avantage de gens du peuple.

Le titre fait référence à un livre très connu d'histoire des États-Unis. L'idée de départ est la même : les livres d'histoire traditionnels privilégient les gens importants, les « premiers de cordée », comme dirait Macron, et oublient les « 99 % ». On voit ainsi des historiens écrire sans sourciller que « Louis XIV a construit le château de Versailles », sans tenir compte des ouvriers.

Si les historiens tendent à privilégier ces « gens d'en haut », ça n'est pas forcément par conviction politique aristocratique, ou par mépris du peuple. C'est aussi parce que c'est plus facile. On dispose de tas de textes sur Louis XIV, de sa main, de celle de ses courtisans, de celle de ses ennemis, tout est bien documenté. Les nobles et les bourgeois de l'époque ont aussi parlé de leur classe sociale respective. Mais que sait-on des travailleurs de base ? Ils ne savaient en général pas écrire et, même quand c'était le cas, leurs textes ont rarement été gardés. On a des traces matérielles, mais peu de choses sur ce qu'ils ressentaient, leurs opinions, la vie quotidienne.

Et l'auteur ne résout pas complètement ce problème : il reconnait dès le début que l'historien manque de matériaux sur lesquels s'appuyer pour une histoire des classes populaires. Son livre est donc plutôt une histoire de France, en gardant sans cesse comme perspective que la France ne se limitait pas au roi et à la cour.

Le plan est classique, chronologique, de la guerre de Cent Ans à nos jours, soit 800 pages bien tassées. La question des débuts de la France est étudiée en détail ; à partir de quand les gens se disaient-ils français ? L'histoire traditionnelle est souvent anachronique, en qualifiant par exemple Jeanne d'Arc de patriote française, notion qui lui était bien étrangère. Les questions religieuses occupent ensuite beaucoup de place : au Moyen-Âge, tout conflit interne était présenté comme religieux, même quand ses causes profondes étaient politiques. L'auteur explique d'ailleurs que les guerres de religion ne méritaient que partiellement leur nom, et qu'elles avaient des racines qui n'étaient pas toujours religieuses.

L'esclavage et le colonialisme sont largement traités. Ils sont parfois absents des « histoires de la France », soit parce que ce n'était pas très glorieux, soit parce que les pays qui en furent victimes n'étaient pas la France. Ici, au contraire, ces questions sont vues en détail. Ces peuples n'avaient pas voulu faire partie de l'histoire de France, mais ils en sont devenus une composante importante. Comme l'accent du livre est mis sur le peuple, pas seulement comme sujet mais aussi comme acteur, les révoltes d'esclaves et les luttes anti-colonialistes jouent un rôle important.

Comme le peuple s'obstine à ne pas comprendre que les dirigeants veulent son bien, et qu'il se révolte de temps en temps, et de diverses manières, l'État développe ses moyens de contrôle. Noiriel explique ainsi le développement successif de la notion d'identité (comme dans « carte d'identité »), et le contrôle qu'elle permet.

La révolution industrielle fait franchir une nouvelle étape à ces processus, avec la création du prolétariat de masse, et la prise de conscience qui a suivi, permettant les nombreuses révoltes du 19e siècle. Mais l'articulation entre l'appartenance de classe et les opinions politiques est restée compliquée. Le parti communiste, par exemple, n'a jamais hésité à jouer la carte de la culpabilisation, écartant toutes les critiques de sa politique d'un « nous sommes un parti ouvrier, donc nous avons forcément raison ». Lorsque l'opposant était en effet né dans une famille bourgeoise, l'argument avait du poids. Comme le note Noiriel, « la culpabilité est mauvaise conseillère ». (Et elle continue à l'être.)

Par la suite, les changements dans l'organisation de la société, et une offensive idéologique importante, ont remis en cause cette conscience de classe. Aujourd'hui, l'idéologie dominante est identitaire et racialiste, faisant croire au prolétaire que sa nationalité, sa couleur de peau ou sa religion sont les choses importantes, niant les classes sociales. Cette méthode est efficace pour limiter le risque de révolte contre les dominants. Mais l'histoire n'est jamais terminée et les choses vont continuer à changer, peut-être en mieux, peut-être pas.

Je recommande fortement la lecture de ce livre, si vous voulez une histoire de France très complète, très documentée, et qui ne cherche pas à faire des raccourcis au milieu des chemins souvent complexes que cette histoire a empruntés.

Vous voulez connaitre tous les détails techniques du fonctionnement d'un résolveur public DoH (DNS sur HTTPS) ? Voici comment fonctionne le service https://doh.bortzmeyer.fr/.

Tout le monde connait bien sûr Edward Snowden, le héros grâce à qui les citoyens ordinaires ont des informations précises et étayées sur la surveillance de masse qu'exercent les États sur les citoyens. S'il a fait plusieurs interventions à distance, depuis son exil, il n'avait pas encore raconté de manière détaillée son parcours. C'est ce qu'il fait dans ce livre.

(J'ai lu ce livre en anglais car le titre de la traduction française m'avait semblé bizarre. Permanent record, c'est « Dossier qui vous suivra toute la vie » ou « Fiché pour toujours », certainement pas « Mémoires vives ».)

Je n'étais pas sûr de l'intérêt de ce livre : on peut être un héros sans savoir écrire, un informaticien compétent sans capacités pédagogiques, un lanceur d'alerte sans avoir guère de connaissances politiques. Mais j'ai été agréablement surpris : le livre est très bien écrit (Snowden remercie à la fin ceux qui ont lui ont appris à faire un livre intéressant), souvent drôle, malgré la gravité des faits, et Snowden explique très bien les questions informatiques comme le fonctionnement des services de surveillance étatiques.

Une partie du livre, surtout au début, est plutôt personnelle : enfance, jeunesse, débuts dans l'informatique. L'auteur décrit très bien la passion qu'est l'informatique, comment le hacker veut savoir comment ça marche, comment les erreurs aident à progresser. Tout informaticien se reconnaitra sans peine. (Si vous croisez quelqu'un qui dit « je ne comprends pas comment on peut être passionné par l'informatique », faites-lui lire ce livre.) Après commence la vie professionnelle, et Snowden démonte très bien le mécanisme pervers de recrutement des agences gouvernementales étatsuniennes : plutôt que d'avoir des fonctionnaires, on fait appel à des sous-traitants, qui facturent cher et font vivre un certain nombre de boites parasites, qui se contentent de mettre en rapport les informaticiens et l'État. Toute personne qui a travaillé dans une SSII reconnaitra ce monde, où on n'est jamais dans l'entreprise qui vous a embauché, et où on est parfois sous-traitant du sous-traitant. La majorité des gens qui conçoivent et font fonctionner le système de surveillance de masse sont des employés du privé…

Les amateurs de récits d'espionnage, même s'il n'y a évidemment aucun secret militaire dans ce livre, seront ravis des explications sur le fonctionnement interne des services de sécurité étatsuniens, monde très opaque et très complexe, qui est ici bien décortiqué.

La divergence entre Snowden et ses collègues a lieu après : la plupart des passionnés d'informatique accepteront sans problème de travailler pour Palantir, pour Facebook, pour Criteo ou pour la NSA. Ils ne se poseront pas de questions, se disant « de toute façon, c'est comme ça, on ne peut rien y faire » ou bien « la technique est neutre, je ne suis pas responsable de ce que les chefs font de mes programmes ». C'est là que Snowden suit une autre voie : il s'interroge, il se pose des questions, il lit, au grand étonnement de ses collègues de la CIA ou de la NSA, le texte de la constitution, et il finit par décider d'alerter le public sur le système d'espionnage qui avait été mis en place de manière complètement illégale (et qui l'est toujours).

Les amateurs de sécurité informatique pratique liront avec intérêt les réflexions d'Edward Snowden qui, sans pouvoir en parler avec personne, a dû concevoir un mécanisme pour sortir des locaux de la NSA, les innombrables documents qui ont fait les « révélations Snowden ». Je vous divulgue tout de suite un truc : les cartes SD (surtout microSD) sont bien plus discrètes que les clés USB, ne font pas sonner les détecteurs de métaux, et peuvent être avalées plus rapidement en cas d'urgence. Pendant qu'on en est aux conseils techniques, Snowden insiste sur l'importance du chiffrement, la principale protection technique sérieuse (mais pas à 100 %) contre la surveillance. Un des intérêts de ce livre est de revenir sur des points sur lesquels les discussions suite aux révélations de Snowden avaient parfois été brouillées par du FUD, où des gens plus ou moins bien intentionnés avaient essayé de brouiller le message en disant « mais, le chiffrement, ça ne protège pas vraiment », ou bien « mais non, PRISM, ce n'est pas une récolte directement auprès des GAFA ». Snowden explique clairement les programmes de la NSA, aux noms pittoresques, et les mécanismes de protection existants, au lieu de pinailler pour le plaisir de pinailler comme cela se fait parfois en matière de sécurité informatique.

Puis, une fois les documents sortis, c'est le départ pour Hong Kong et l'attente dans la chambre d'hôtel avant la rencontre avec Glen Greenwald et Laura Poitras, qui a filmé ces journées pour son remarquable documentaire « Citizenfour » (si vous ne l'avez pas vu, arrêtez de lire ce blog et allez voir ce documentaire).

Le livre n'a pas vraiment de conclusion : c'est à nous désormais de l'écrire.

Le protocole JMAP, JSON Meta Application Protocol, permet de bâtir des mécanismes d'accès à des objets distants (par exemple des boîtes aux lettres, ou des agendas), en envoyant et recevant du JSON au dessus de HTTPS. Son principal « client » est le protocole « JMAP for mail », un concurrent d'IMAP normalisé dans le RFC 8621.

Au début, JMAP était même conçu uniquement pour l'accès au courrier, comme l'indique son nom, qui évoque IMAP. Mais, dans le cadre de la normalisation de JMAP, est apparu le désir de séparer le protocole générique, adapté à toutes sortes d'objets distants, du protocole spécifique du courrier. D'où les deux RFC : ce RFC 8620 normalise le protocole générique, alors que le RFC 8621 normalise « JMAP for mail ». Dans le futur, d'autres protocoles fondés sur JMAP apparaitront peut-être, par exemple pour l'accès et la synchronisation d'un agenda (en concurrence avec le CalDAV du RFC 4791, donc).

Parmi les concepts techniques importants de JMAP, notons :

• Utilisation de JSON (RFC 8259) pour encoder les données, parce que tout le monde utilise JSON aujourd'hui,
• Transport sur HTTPS (RFC 2818 et RFC 7230), là encore comme tout le monde aujourd'hui, avec toutes les propriétés de sécurité de HTTPS (notamment, le client JMAP doit authentifier le serveur, typiquement via un certificat),
• Possibilité de regrouper (batching) les requêtes en un seul envoi, pour les cas où la latence est élevée,
• Possibilité de notification par le serveur (push), pour éviter l'interrogation répétée par le client (polling),
• Un mécanisme de transfert incrémental des objets, pour limiter le débit sur le réseau.

Du fait de l'utilisation de JSON, il est bon de réviser le vocabulaire JSON, notamment le fait qu'un objet (object) JSON est en fait un dictionnaire.

Outre les types de données de base de JSON, comme les booléens, les chaînes de caractères et les entiers, JMAP définit quelques types à lui, notamment le type Id, qui stocke l'identificateur d'un objet. Syntaxiquement, c'est une chaîne de caractères LDH (Letter-Digit-Hyphen, lettres ASCII, chiffres et trait d'union). Par exemple, dans le RFC 8621, la première boîte aux lettres mentionnée a comme identificateur MB23cfa8094c0f41e6. Notre RFC crée aussi le type Date, puisque JSON ne normalise pas les dates. Ce type utilise le format du RFC 3339.

À ce stade, je peux avouer que j'ai fait un abus de langage. J'ai parlé de JSON mais en fait JMAP utilise un sous-ensemble de JSON, nommé I-JSON, et décrit dans le RFC 7493, afin d'éviter certaines ambiguités de JSON (section 8.4 de notre RFC). Tout le contenu échangé en JMAP doit être du I-JSON. D'ailleurs, si vous connaissez un logiciel libre qui vérifie qu'un texte JSON est du I-JSON, je suis preneur.

JMAP nécessite que le client se connecte au serveur (section 2 du RFC, sur la session). Pour cela, il lui faut l'URL du serveur (rappelez-vous que JMAP tourne sur HTTPS), qui peut être obtenu manuellement, ou par un processus de découverte décrit plus loin. Et il faut évidemment les moyens d'authentification (par exemple nom et phrase de passe), ceux-ci n'étant pas précisés dans notre RFC. Un mécanisme unique avait été prévu mais avait suscité trop de controverses à l'IETF. Finalement, les mécanismes utilisables sont ceux habituels de HTTPS (enregistrés à l'IANA). Lors de la connexion, le serveur va envoyer un objet JSON décrivant entre autres ses capacités, comme la taille maximale des objets téléversés, ou comme les extensions gérées (comme le « JMAP for mail » du RFC 8621). Voici un exemple (tiré du RFC, car je n'ai pas trouvé de serveur JMAP où je pouvais avoir facilement un compte pour tester, si vous en avez un, n'hésitez pas à m'écrire) :

   {
     "capabilities": {
       "urn:ietf:params:jmap:core": {
         "maxSizeUpload": 50000000,
         "maxSizeRequest": 10000000,
...
         "collationAlgorithms": [
           "i;ascii-numeric",
           "i;ascii-casemap",
           "i;unicode-casemap"
         ]
       },
       "urn:ietf:params:jmap:mail": {}
       "urn:ietf:params:jmap:contacts": {},
       "https://example.com/apis/foobar": {
         "maxFoosFinangled": 42
       }
     },
     "accounts": {
       "A13824": {
         "name": "john@example.com",
         "isPersonal": true,
         "isReadOnly": false,
         "accountCapabilities": {
           "urn:ietf:params:jmap:mail": {
             "maxMailboxesPerEmail": null,
             "maxMailboxDepth": 10,
             ...
           },
           "urn:ietf:params:jmap:contacts": {
             ...
           }
...
      "apiUrl": "https://jmap.example.com/api/",
...

    

Notez que ce serveur annonce qu'il sait faire du JMAP pour le courrier (RFC 8621, cf. la ligne urn:ietf:params:jmap:mail) et qu'il a également une extension privée, https://example.com/apis/foobar. Les capacités publiques sont dans un registre IANA. On peut ajouter des capacités par la procédure (cf. RFC 8126) « Spécification nécessaire » pour les capacités marquées « fréquentes » (common), et par la procédure « Examen par un expert » pour les autres.

La méthode standard pour découvrir le serveur JMAP, si on n'en connait pas l'URL, est d'utiliser un enregistrement SRV (RFC 2782, mais voir aussi le RFC 6186) puis un URL bien connu. Imaginons que le domaine soit example.net. On cherche le SRV pour _jmap._tcp.example.net. (jmap a donc été ajouté au registre des services.) On récupère alors le nom du serveur et le port (a priori, ce sera 443, le port standard de HTTPS). Et on n'a plus qu'à se connecter à l'URL bien connu (RFC 8615), à https://${hostname}[:${port}]/.well-known/jmap. jmap figure à cet effet dans le registre des URL bien connus. (Notez que l'étape SRV est facultative, certains clients iront directement au /.well-known/jmap.) Ainsi, si vous utilisez JMAP pour le courrier, et que votre adresse est gerard@example.net, vous partez du domaine example.net et vous suivez l'algorithme ci-dessus. (Je ne sais pas pourquoi JMAP n'utilise pas plutôt le WebFinger du RFC 7033.)

Puisqu'on utilise le DNS pour récupérer ces enregistrements SRV, il est évidemment recommandé de déployer DNSSEC.

Une fois qu'on a récupéré le premier objet JSON décrit plus haut, on utilise la propriété (le membre, pour parler JSON) apiUrl de cet objet pour faire les requêtes suivantes (section 3 du RFC). On utilise la méthode HTTP POST, le type MIME application/json, et on envoie des requêtes en JSON, qui seront suivies de réponses du serveur, également en JSON. Les méthodes JMAP (à ne pas confondre avec les méthodes HTTP comme GET ou POST) sont écrites sous la forme Catégorie/Méthode. Il existe une catégorie Core pour les méthodes génériques de JMAP et chaque protocole utilisant JMAP définit sa (ou ses) propre(s) catégorie(s). Ainsi, le RFC 8621 définit les catégories Mailbox, Email (un message), etc. Comme Core définit une méthode echo (section 4, le ping de JMAP), qui ne fait que renvoyer les données, sans les comprendre, un exemple de requête/réponse peut être :

      
[[ "Core/echo", {
      "hello": true,
      "high": 5
}, "b3ff" ]]

[[ "Core/echo", {
      "hello": true,
      "high": 5
}, "b3ff" ]]

    

(Oui, la réponse - le second paragraphe - est identique à la question.)

En cas d'erreur, le serveur devrait renvoyer un objet décrivant le problème, en utilisant la syntaxe du RFC 7807. Une liste des erreurs connues figure dans un registre IANA.

Il existe des noms de méthodes standard qu'on retrouve dans toutes les catégories, comme get. Si on a une catégorie Foo décrivant un certain type d'objets, le client sait qu'il pourra récupérer les objets de ce type avec la méthode Foo/get, les modifier avec Foo/set et récupérer uniquement les modifications incrémentales avec Foo/changes. La section 5 du RFC décrit ces méthodes standard.

Une méthode particulièrement utile est query (section 5.5). Elle permet au client de demander au serveur de faire une recherche et/ou un tri des objets. Au lieu de tout télécharger et de faire recherche et tri soi-même, le client peut donc sous-traiter cette opération potentiellement coûteuse. Cette méthode est une de celles qui permet de dire que JMAP est bien adapté aux machines clientes disposant de faibles ressources matérielles, et pas très bien connectées. Le RFC cite (section 5.7) un type (imaginaire) Todo décrivant des tâches à accomplir, et l'exemple avec query permet d'illustrer le membre filter de la méthode, pour indiquer les critères de sélection :

[[ "Todo/query", {
       "accountId": "x",
       "filter": {
              "operator": "OR",
              "conditions": [
                         { "hasKeyword": "music" },
                         { "hasKeyword": "video" }
	      ]
       }
    }			 
]]                     

    

Comme beaucoup de méthodes JMAP, query peut imposer un travail important au serveur. Un client maladroit, ou cherchant déliberement à créer une attaque par déni de service pourrait planter un serveur trop léger. Les serveurs JMAP doivent donc avoir des mécanismes de protection, comme une limite de temps passé sur chaque requête.

On l'a dit, un des intérêts de JMAP est la possibilité d'obtenir des notifications du serveur, sans obliger le client à vider sa batterie en interrogeant périodiquement le serveur. La section 7 du RFC détaille ce mécanisme. Deux alternatives pour le client : garder la connexion HTTPS ouverte en permanence, pour y recevoir ces notifications, ou bien utiliser un service tiers comme celui de Google. Notons que ces notifications, par leur seule existence, même si le canal est chiffré, peuvent révéler des informations. Comme noté dans la revue du protocole par la direction Sécurité à l'IETF "I.e., if someone can see that wikileaks smtp server sends email to corporate smtp server, but the smtp traffic is encrypted so they do not know the recipient of the email, but then few seconds later see push event notification stream going to the Joe's laptop indicating something has happened in his mail box, they can find out the who the recipient was.".

Il existe une page « officielle » présentant le protocole et plusieurs mises en oeuvre (actuellement, la plupart sont, expérimentales et/ou en cours de développement). C'est une des raisons pour lesquelles je ne présente pas ici d'essais réels. Notez toutefois que Fastmail a du JMAP en production.

Lorsque l'opérateur d'un service DNS veut conserver les données de trafic, il peut demander au serveur d'enregistrer requêtes et réponses (mais, la plupart du temps, le serveur n'écrit qu'une petite partie des informations) ou bien écouter le trafic réseau et enregistrer le pcap. Le problème est que le format pcap prend trop de place, est de trop bas niveau (une connexion TCP, par exemple, va être éclatée en plusieurs paquets), et qu'il est difficile de retrouver les informations spécifiquement DNS à partir d'un pcap. D'où la conception de ce format de stockage, spécifique au DNS, et qui permet d'enregistrer la totalité de l'information, dans un format optimisé en taille et de plus haut niveau. C-DNS s'appuie sur CBOR pour cela.

Le DNS est un service d'infrastructure absolument critique. Il est donc nécessaire de bien le connaitre et de bien l'étudier. Cela passe par une récolte de données, en l'occurrence le trafic entrant et sortant des serveurs DNS, qu'ils soient des résolveurs ou bien des serveurs faisant autorité. Ce genre de récolte peut être coordonnée par l'OARC pour des projets comme DITL (« un jour dans la vie de l'Internet »). Un exemple d'une telle récolte, faite avec le classique tcpdump (qui, en dépit de son nom, ne fait pas que du TCP) :

% tcpdump -w /tmp/dns.pcap port 53
    

Le fichier produit (ici, sur un serveur faisant autorité pour eu.org), au format pcap, contient les requêtes DNS et les réponses, et peut être analysé avec des outils comme tcpdump lui-même, ou comme Wireshark. Il y a aussi des outils spécifiques au DNS comme PacketQ ou comme dnscap. Ici, avec tcpdump :

% tcpdump -n -r /tmp/dns.pcap      
15:35:22.432746 IP6 2001:db8:aa:101::.40098 > 2400:8902::f03c:91ff:fe69:60d3.53: 41209% [1au] A? tracker.torrent.eu.org. (51)
15:35:22.432824 IP6 2400:8902::f03c:91ff:fe69:60d3.53 > 2001:db8:aa:101::.40098: 41209- 0/4/5 (428)
    

Au lieu des outils tous faits, on peut aussi développer ses propres programmes en utilisant les nombreuses bibliothèques qui permettent de traiter du pcap (attention si vous analysez du trafic Internet : beaucoup de paquets sont mal formés, par accident ou bien délibérément, et votre analyseur doit donc être robuste). C'est ce que font en général les chercheurs qui analysent les données DITL.

Le problème du format pcap (ou pcapng) est qu'il y a à la fois trop de données et pas assez. Il y a trop de données car il inclut des informations probablement rarement utiles, comme les adresses MAC et car il ne minimise pas les données. Et il n'y en a pas assez car il ne stocke pas les informations qui n'étaient pas visibles sur le réseau mais qui l'étaient uniquement dans la mémoire du serveur DNS. Ainsi, on ne sait pas si la réponse d'un résolveur avait été trouvée dans le cache ou pas. Ou bien si les données étaient dans le bailliage ou pas (cf. RFC 8499, section 7). Les captures DNS peuvent être de très grande taille (10 000 requêtes par seconde est banal, 100 000, ça arrive parfois) et on désire les optimiser autant que possible, pour permettre leur rapatriement depuis les serveurs éloignés, puis leur stockage parfois sur de longues périodes. (Les formats « texte » comme celui du RFC 8427 ne conviennent que pour un message isolé, ou un tout petit nombre de messages.)

Le cahier des charges du format C-DNS (Compacted DNS) est donc :

• Minimiser la taille des données,
• Minimiser le temps de traitement pour compacter et décompacter.

La section du RFC détaille les scénarios d'usage de C-DNS. En effet, la capture de données DNS peut être faite dans des circonstances très différentes. Le serveur peut être une machine physique, une virtuelle, voire un simple conteneur. La personne qui gère le capture peut avoir le contrôle des équipements réseau (un commutateur, par exemple, pour faire du port mirroring), le serveur peut être surdimensionné ou, au contraire, soumis à une attaque par déni de service qui lui laisse peu de ressources. Le réseau de collecte des données capturées peut être le même que le réseau de service ou bien un réseau différent, parfois avec une capacité plus faible. Bref, il y a beaucoup de cas. C-DNS est optimisé pour les cas où :

• La capture des données se fait sur le serveur lui-même, pas sur un équipement réseau,
• Les données seront stockées localement, au moins temporairement, puis analysées sur une autre machine.

Donc, il est crucial de minimiser la taille des données récoltées. Mais il faut aussi faire attention à la charge que représente la collecte : le serveur de noms a pour rôle de répondre aux requêtes DNS, la collecte est secondaire, et ne doit donc pas consommer trop de ressources CPU.

Compte-tenu de ces contraintes, C-DNS a été conçu ainsi (section 4 du RFC) :

• L'unité de base d'un fichier C-DNS est le couple R/R, {requête DNS, réponse DNS} (Q/R data item), ce qui reflète le fonctionnement du protocole DNS, et permet d'optimiser le stockage, puisque bien des champs ont des valeurs communes entre une requête et une réponse (par exemple le nom de domaine demandé). Notez qu'un couple R/R peut ne comporter que la requête, ou que la réponse, si l'autre n'a pas pu être capturée, ou bien si on a décidé délibérément de ne pas le faire.
• C-DNS est optimisé pour les messages DNS syntaxiquement corrects. Quand on écrit un analyseur de paquets DNS, on est frappés du nombre de messages incorrects qui circulent sur le réseau. C-DNS permet de les stocker sous forme d'un « blob » binaire, mais ce n'est pas son but principal, il ne sera donc efficace que pour les messages corrects.
• Pratiquement toute les données sont optionnelles dans C-DNS. C'est à la fois pour gagner de la place, pour tenir compte du fait que certains mécanismes de capture ne gardent pas toute l'information, et pour permettre de minimiser les données afin de préserver la vie privée.
• Les couples R/R sont regroupés en blocs, sur la base d'élements communs (par exemple l'adresse IP source, ou bien la réponse, notamment les NXDOMAIN), qui permettent d'optimiser le stockage, en ne gardant cet élément commun qu'une fois par bloc. (Par contre, cela complexifie les programmes. On n'a rien sans rien.)

C-DNS repose sur CBOR (RFC 8949). La section 5 du RFC explique pourquoi :

• Format binaire, donc prenant moins d'octets que les formats texte comme JSON (l'annexe C discute des autres formats binaires),
• CBOR est un format normalisé et répandu,
• CBOR est simple et écrire un analyseur peut se faire facilement, si on ne veut pas dépendre d'une bibliothèque extérieure,
• CBOR a désormais un langage de schéma, CDDL (RFC 8610), qu'utilise notre RFC.

Avec la section 6 du RFC commence la description du format. Classiquement, un fichier C-DNS commence par un en-tête, puis une série de blocs. Chaque bloc comprend un certain nombre de tables (par exemple une table d'adresses IP pour les adresses apparaissant dans le bloc), suivies des éléments R/R. Ceux-ci référencent les tables. Ainsi, une requête de 2001:db8:1::cafe à 2001:db8:ffff::beef pour le nom www.example.org contiendra des pointeurs vers les entrées 2001:db8:1::cafe et 2001:db8:ffff::beef de la table des adresses IP, et un pointeur vers l'entrée www.example.org de la table des noms de domaine. S'il n'y a qu'un seul élément R/R dans le bloc, ce serait évidemment une complication inutile, mais l'idée est de factoriser les données qui sont souvent répétées.

On l'a vu, dans C-DNS, plein de choses sont optionnelles, car deux dispositifs de capture différents ne récoltent pas forcément les mêmes données. Ainsi, par exemple, un système de capture situé dans le logiciel serveur n'a pas forcément accès à la couche IP et ne peut donc pas enregistrer le nombre maximal de sauts (hop limit). Cela veut dire que, quand on lit un fichier C-DNS :

• Il faut déterminer si une donnée est présente ou pas, et ne pas supposer qu'elle l'est forcément,
• Il peut être utile de déterminer si une donnée manquante était absente dès le début, ou bien si elle a été délibérément ignorée par le système de capture. Si un message ne contient pas d'option EDNS (RFC 6891), était-ce parce que le message n'avait pas cette option, ou simplement parce qu'on ne s'y intéressait pas et qu'on ne l'a pas enregistrée ?

C-DNS permet donc d'indiquer quels éléments des données initiales ont été délibérément ignorés. Cela permet, par exemple, à un programme de lecture de fichiers C-DNS de savoir tout de suite si le fichier contient les informations qu'il veut.

Ces indications contiennent aussi des informations sur un éventuel échantillonnage (on n'a gardé que X % des messages), sur une éventuelle normalisation (par exemple tous les noms de domaine passés en caractères minuscules) ou sur l'application de techniques de minimisation, qui permettent de diminuer les risques pour la vie privée. Par exemple, au lieu de stocker les adresses IP complètes, on peut ne stocker qu'un préfixe (par exemple un /32 au lieu de l'adresse complète), et il faut alors l'indiquer dans le fichier C-DNS produit, pour que le lecteur comprenne bien que 2001:db8:: est un préfixe, pas une adresse.

La section 7 du RFC contient ensuite le format détaillé. Quelques points sont à noter (mais, si vous écrivez un lecteur C-DNS, lisez bien tout le RFC, pas juste mon article !) Ainsi, toutes les clés des objets (maps) CBOR sont des entiers, jamais des chaînes de caractère, pour gagner de la place. Et ces entiers sont toujours inférieurs à 24, pour tenir sur un seul octet en CBOR (lisez le RFC 8949 si vous voulez savoir pourquoi 24). On peut aussi avoir des clés négatives, pour les extensions au format de base, et elles sont comprises entre -24 et -1.

La syntaxe complète, rédigée dans le format CDDL du RFC 8610, figure dans l'annexe A de notre RFC.

On peut reconstruire un fichier pcap à partir de C-DNS. Une des difficultés est qu'on n'a pas forcément toutes les informations, et il va donc falloir être créatif (section 9). Une autre raison fait qu'on ne pourra pas reconstruire au bit près le fichier pcap qui aurait été capturé par un outil comme tcpdump : les noms de domaines dans les messages DNS étaient peut-être comprimés (RFC 1035, section 4.1.4) et C-DNS n'a pas gardé d'information sur cette compression. (Voir l'annexe B pour une discussion détaillée sur la compression.) Pareil pour les informations de couche 3 : C-DNS ne mémorise pas si le paquet UDP était fragmenté, s'il était dans un ou plusieurs segments TCP, s'il y avait des messages ICMP liés au trafic DNS, etc.

Si vous voulez écrire un lecteur ou un producteur de C-DNS, la section 11 du RFC contient des informations utiles pour la programmeuse ou le programmeur. D'abord, lisez bien le RFC 8949 sur CBOR. C-DNS utilise CBOR, et il faut donc connaitre ce format. Notamment, la section 3.9 du RFC 7049 donne des conseils aux implémenteurs CBOR pour produire un CBOR « canonique ». Notre RFC en retient deux, représenter les entiers, et les types CBOR, par la forme la plus courte possible (CBOR en permet plusieurs), mais il en déconseille deux autres. En effet, la section 3.9 du RFC 7049 suggérait de trier les objets selon la valeur des clés, et d'utiliser les tableaux de taille définie (taille indiquée explicitement au début, plutôt que d'avoir un marqueur de fin). Ces deux conseils ne sont pas réalistes pour le cas de C-DNS. Par exemple, pour utiliser un tableau de taille définie, il faudrait tout garder en mémoire jusqu'au moment où on inscrit les valeurs, ce qui augmenterait la consommation mémoire du producteur de données C-DNS. (D'un autre côté, le problème des tableaux de taille indéfinie est qu'ils ont un marqueur de fin ; si le programme qui écrit du C-DNS plante et ne met pas le marqueur de fin, le fichier est du CBOR invalide.)

Le RFC a créé plusieurs registres IANA pour ce format, stockant notamment les valeurs possibles pour le transport utilisé, pour les options de stockage (anonymisé, échantillonné...), pour le type de réponse (issue de la mémoire du résolveur ou pas).

Bien sûr, récolter des données de trafic DNS soulève beaucoup de problèmes liés à la vie privée (cf. RFC 7626). Il est donc recommander de minimiser les données, comme imposé par des réglements comme le RGPD, ou comme demandé dans le rapport « Recommendations on Anonymization Processes for Source IP Addresses Submitted for Future Analysis ».

Les passionnés de questions liées aux formats regarderont l'annexe C, qui liste des formats alternatifs à CBOR, qui n'ont finalement pas été retenus :

• Apache Avro, trop complexe car on ne peut lire les données qu'en traitant le schéma,
• Protocol Buffers, qui a le même problème,
• JSON (RFC 8259), qui n'est pas un format binaire, mais qui a été ajouté pour compléter l'étude.

Cette annexe décrit également le résultat de mesures sur la compression obtenue avec divers outils, sur les différents formats. C-DNS n'est pas toujours le meilleur, mais il est certainement, une fois comprimé, plus petit que pcap, et plus simple à mettre en œuvre qu'Avro ou Protocol Buffers.

Notez que j'ai travaillé sur ce format lors d'un hackathon de l'IETF, mais le format a pas mal changé depuis (entre autres en raison des problèmes identifiés lors du hackathon).

Voyons maintenant une mise en œuvre de ce format, avec l'outil DNS-STATS plus exactement son Compactor (source sur Github, et documentation). Je l'ai installé sur une machine Debian :

aptitude install libpcap-dev libboost1.67-all-dev liblzma-dev libtins-dev
git clone https://github.com/dns-stats/compactor.git
cd compactor
sh autogen.sh
autoconf
automake
./configure
make
    

Et après, on peut l'utiliser pour transformer du C-DNS en pcap et réciproquement. J'ai créé un fichier pcap d'un million de paquets avec tcpdump sur un serveur faisant autorité, avec tcpdump -w dns.pcap -c 1000000 port 53. Puis :

%   ./compactor -o /tmp/dns.cdns  /tmp/dns.pcap
    

Et en sens inverse (reconstituer le pcap) :

%  ./inspector /tmp/dns.cdns
    

Cela nous donne :

% ls -lth /tmp/dns*                        
-rw-r--r-- 1 stephane stephane  98M Jul 31 08:13 /tmp/dns.cdns.pcap
-rw-r--r-- 1 stephane stephane 3.2K Jul 31 08:13 /tmp/dns.cdns.pcap.info
-rw-r--r-- 1 stephane stephane  27M Jul 31 07:27 /tmp/dns.cdns
-rw-r--r-- 1 root     root     339M Jul 30 20:05 /tmp/dns.pcap
    

Notez que dns.cdns.pcap est le pcap reconstitué, on remarque qu'il est plus petit que le pcap original, certaines informations ont été perdues, comme les adresses MAC. Mais il reste bien plus gros que la même information stockée en C-DNS. Le /tmp/dns.cdns.pcap.info nous donne quelques informations :

% cat /tmp/dns.cdns.pcap.info
CONFIGURATION:
  Query timeout        : 5 seconds
  Skew timeout         : 10 microseconds
  Snap length          : 65535
  Max block items      : 5000
  File rotation period : 14583
  Promiscuous mode     : Off
  Capture interfaces   : 
  Server addresses     : 
  VLAN IDs             : 
  Filter               : 
  Query options        : 
  Response options     : 
  Accept RR types      : 
  Ignore RR types      : 

COLLECTOR:
  Collector ID         : dns-stats-compactor 0.12.3
  Collection host ID   : ns1.example

STATISTICS:
  Total Packets processed                  : 1000000
  Matched DNS query/response pairs (C-DNS) : 484407
  Unmatched DNS queries            (C-DNS) : 98
  Unmatched DNS responses          (C-DNS) : 69
  Malformed DNS packets                    : 68
  Non-DNS packets                          : 0
  Out-of-order DNS query/responses         : 1
  Dropped C-DNS items (overload)           : 0
  Dropped raw PCAP packets (overload)      : 0
  Dropped non-DNS packets (overload)       : 0

Plusieurs normes du Web s'appuient sur l'existence d'un fichier à un endroit bien connu d'un site. Les deux exemples les plus connus sont robots.txt et favicon.ico. Autrefois, ces endroits « bien connus » étaient alloués sans schéma central. Depuis le RFC 5785, c'est mieux organisé, avec tous ces fichiers « sous » /.well-known/. Notre RFC remplace le RFC 5785 (et le RFC 8307), avec peu de changements significatifs.

Prenons l'exemple le plus connu, robots.txt, fichier stockant la politique d'autorisation des robots qui fouillent le Web. Si un robot examine le site Web http://www.example.org/, il va tenter de trouver ledit fichier en http://www.example.org/robots.txt. Même chose pour, par exemple, sitemap.xml ou P3P (section 1 du RFC). Ce système avait plusieurs inconvénients, notamment le risque de collision entre deux noms (puisqu'il n'y avait pas de registre de ces noms) et, pire, le risque de collision entre un de ces noms et une ressource normale du site. D'où l'importance d'un « rangement » de ces ressources bien connues. Elles doivent dorénavant être préfixées de /.well-known/. Ainsi, si le protocole d'autorisation des robots était normalisé aujourd'hui, on récupérerait la politique d'autorisation en http://www.example.org/.well-known/robots.txt.

À noter que le RFC spécifie uniquement un préfixe pour le chemin de la ressource, /.well-known/ n'est pas forcément un répertoire sur le disque du serveur (même si c'est une mise en œuvre possible).

Le RFC 8615 note aussi qu'il existe déjà des mécanismes de récupération de métadonnées par ressource (comme les en-têtes de HTTP ou les propriétés de WebDAV) mais que ces mécanismes sont perçus comme trop lourds pour remplacer la ressource unique située en un endroit bien connu.

Le nom .well-known avait été choisi (cf. annexe A de notre RFC) car il avait peu de chances de rentrer en conflit avec un nom existant (traditionnellement, sur Unix, système d'exploitation le plus utilisé sur les serveurs Web, les fichiers dont le nom commencent par un point ne sont pas affichés).

Bref, passons à la section 3 qui donne les détails syntaxiques. Le préfixe est donc /.well-known/, les noms en « dessous » doivent être enregistrés (cf. section 5.1), et ils doivent se conformer à la production segment-nz du RFC 3986 (en clair, cela veut dire qu'ils doivent être une suite de caractères ASCII imprimables, avec quelques exclusions comme la barre oblique). Du point de vue sémantique, ils doivent être précis, pour éviter l'appropriation de termes génériques (par exemple, l'application Toto qui veut stocker ses métadonnées devrait utiliser toto-metadata et pas juste metadata.) À noter que l'effet d'une requête GET /.well-known/ (tout court, sans nom de ressource après), est indéfini (sur mon blog, cela donne ça ; devrais-je le configurer pour renvoyer autre chose ? Sur Mastodon, ça donne 404.)

Quelques conseils de sécurité pour le webmestre (section 4) : ces ressources « bien connues » s'appliquent à une origine (un « site Web ») entière, donc attention à contrôler qui peut les créer ou les modifier, et d'autre part, dans le contexte d'un navigateur Web, elles peuvent être modifiées par du contenu, par exemple JavaScript.

La section 5 décrit les conditions d'enregistrement des noms bien connus à l'IANA. Le registre contient par exemple les métadonnées du RFC 6415. Y mettre des noms supplémentaires nécessite un examen par un expert et une description publiée (pas forcément un RFC). Dans les termes du RFC 8126, ce sera Spécification Nécessaire et Examen par un Expert. Il y a un mini-formulaire à remplir (section 3.1 du RFC) et hop, le nom bien connu sera enregistré. Plusieurs existent désormais.

Notez qu'il est très difficile de savoir combien de sites ont des ressources /.well-known. Bien sûr, Google le sait, mais ne donne pas accès à cette information (une requête inurl:/.well-known ou inurl:"/.well-known" ignore hélas le point initial et trouve donc surtout des faux positifs). Si on n'a pas accès à la base de Google, il faudrait donc faire soi-même une mesure active avec un client HTTP qui aille visiter de nombreux sites.

Les changements depuis le RFC 5785 sont résumés dans l'annexe B du RFC :

• Les plans d'URI pour WebSocket, du RFC 8307, ont été intégrés,
• D'ailleurs, le préfixe /.well-known/ n'est plus réservé au Web, il peut être utilisé pour d'autres plans d'URI, ce qui a modifié le registre des plans pour y ajouter une colonne indiquant s'ils permettent ce préfixe (section 5.2),
• Les instructions pour l'enregistrement d'un nouveau nom ont été légèrement assouplies,
• La section sur la sécurité est nettement plus détaillée.

Quel algorithme de cryptographie choisir pour mes signatures DNSSEC, se demande l'ingénieur système. Lesquels doivent être reconnus par le logiciel que j'écris, s'interroge la programmeuse. Il y a bien un registre IANA des algorithmes normalisés mais c'est juste une liste non qualifiée, qui mêle des algorithmes de caractéristiques très différentes. Ce nouveau RFC vise à répondre à cette question en disant quels sont les algorithmes recommandés. Il remplace l'ancien RFC 6944, qui est modifié considérablement. Notamment, il marque l'avantage désormais donné aux courbes elliptiques par rapport à RSA.

La précédente liste d'algorithmes possibles datait donc du RFC 6944. D'autres algorithmes ont été ajoutés par la suite. Certains sont devenus populaires. Par exemple, ECDSA est maintenant suffisamment répandu pour qu'un résolveur validant ne puisse plus raisonnablement l'ignorer. D'autres algorithmes ont été peu à peu abandonnés, par exemple parce que les progrès de la cryptanalyse les menaçaient trop.

Aujourd'hui, le développeur qui écrit ou modifie un signeur (comme ldns, utilisé par OpenDNSSEC) ou un logiciel résolveur validant (comme Unbound ou Knot) doit donc se taper pas mal de RFC mais aussi pas mal de sagesse collective distillée dans plusieurs listes de diffusion pour se faire une bonne idée des algorithmes que son logiciel devrait gérer et de ceux qu'il peut laisser tomber sans trop gêner ses utilisateurs. Ce RFC vise à lui simplifier la tâche, en classant ces algorithmes selon plusieurs niveaux.

Notre RFC 8624 détermine pour chaque algorithme s'il est indispensable (MUST, nécessaire pour assurer l'interopérabilité), recommandé (RECOMMENDED, ce serait vraiment bien de l'avoir, sauf raison contraire impérieuse), facultatif (MAY, si vous n'avez rien d'autre à faire de vos soirées que de programmer) ou tout simplement déconseillé (NOT RECOMMENDED), voire à éviter (MUST NOT, pour le cas de faiblesses cryptographiques graves et avérées). Il y a deux catégorisations, une pour les signeurs (le cas de l'administratrice système cité au début), et une pour les résolveurs qui valideront. Par exemple, un signeur ne devrait plus utiliser RSA avec SHA-1, vu les faiblesses de SHA-1, mais un résolveur validant doit toujours le traiter, car des nombreux domaines sont ainsi signés. S'il ignorait cet algorithme, bien des zones seraient considérées comme non signées.

La liste qualifiée des algorithmes se trouve dans la section 3 : ECDSA avec la courbe P-256, et RSA avec SHA-256, sont les seuls indispensables pour les signeurs. ED25519 (RFC 8080) est recommandé (et sera probablement indispensable dans le prochain RFC). Plusieurs algorithmes sont à éviter, comme DSA, GOST R 34.10-2001 (RFC 5933) ou RSA avec MD5 (RFC 6151). Tous les autres sont facultatifs.

Pour les résolveurs validants, la liste des indispensables et des recommandés est un peu plus longue. Par exemple, ED448 (RFC 8080) est facultatif pour les signeurs mais recommandé pour les résolveurs.

La même section 3 justifie ces choix : RSA+SHA-1 est l'algorithme de référence, celui qui assure l'interopérabilité (tout logiciel compatible DNSSEC doit le mettre en œuvre) et c'est pour cela qu'il reste indispensable pour les résolveurs, malgré les faiblesses de SHA-1. RSA+SHA-256 est également indispensable car la racine et la plupart des TLD l'utilisent aujourd'hui. Un résolveur qui ne comprendrait pas ces algorithmes ne servirait pas à grand'chose. RSA+SHA-512 ne pose pas de problème de sécurité, mais a été peu utilisé, d'où son statut « non recommandé » pour les signeurs.

D'autre part, le RFC insiste sur le fait qu'on ne peut pas changer le statut d'un algorithme trop vite : il faut laisser aux ingénieurs système le temps de changer leurs zones DNS. Et les résolveurs sont forcément en retard sur les signeurs : même si les signeurs n'utilisent plus un algorithme dans leurs nouvelles versions, les résolveurs devront continuer à l'utiliser pour valider les zones pas encore migrées.

Depuis le RFC 6944, ECDSA a vu son utilisation augmenter nettement. Les courbes elliptiques sont clairement l'avenir, d'où leur statut mieux placé. Ainsi, une zone DNS qui n'était pas signée et qui va désormais l'être devrait choisir un algorithme à courbes elliptiques, comme ECDSA ou EdDSA (RFC 8032 et RFC 8080). Avec ECDSA, il est recommandé d'utiliser l'algorithme déterministe du RFC 6979 pour générer les signatures. Les zones actuellement signées avec RSA devraient migrer vers les courbes elliptiques. Une chose est sûre, la cryptographie évolue et ce RFC ne sera donc pas éternel.

Le RFC note d'ailleurs (section 5) que le remplacement d'un algorithme cryptographique par un autre (pas juste le remplacement d'une clé) est une opération complexe, à faire avec prudence et après avoir lu les RFC 6781 et RFC 7583.

Ah, et parmi les algorithmes à courbes elliptiques, GOST (RFC 5933) régresse car l'ancien algorithme R 34.10-2001 a été remplacé par un nouveau qui n'est pas, lui, normalisé pour DNSSEC. L'algorithme venant du GOST avait été normalisé pour DNSSEC car les gérants du .ru disaient qu'ils ne pouvaient pas signer avec un algorithme étranger mais, finalement, ils ont utilisé RSA, ce qui diminue sérieusement l'intérêt des algorithmes GOST.

Outre les signeurs et les résolveurs, le RFC prévoit le cas des registres, qui délèguent des zones signées, en mettant un enregistrement DS dans leur zone. Ces enregistrements DS sont des condensats de la clé publique de la zone fille, et, ici, SHA-1 est à éviter et SHA-256 est indispensable.

Aujourd'hui, les mises en œuvre courantes de DNSSEC sont en général compatibles avec ce que demande le RFC. Elles sont parfois trop « généreuses » (RSA+MD5 encore présent chez certains), parfois un peu trop en retard (ED448 pas encore présent partout).

Ce RFC décrit des extensions au format vCard afin d'ajouter dans les réponses RDAP deux informations exigées par l'ICANN. Il concerne donc surtout registres et utilisateurs des TLD ICANN.

Le protocole RDAP (RFC 9083) sert à récupérer des informations sur un objet enregistré, par exemple un nom de domaine. Une partie des informations, par exemple les adresses et numéros de téléphone, est au format vCard (RFC 6350). Mais l'ICANN a des exigences supplémentaires, décrites dans la Specification for gTLD Registration Data. Par exemple, l'ICANN exige (cf. leur politique) que, si les informations sur un contact ne sont pas publiées (afin de préserver sa vie privée), le registre fournisse au moins un URI indiquant un moyen de contact (section 2.7.5.2 de la politique ICANN), par exemple un formulaire Web (comme https://www.afnic.fr/fr/resoudre-un-litige/actions-et-procedures/joindre-le-contact-administratif-d-un-domaine/). Cette propriété CONTACT-URI est désormais dans le registre IANA. (Si vous voulez réviser les notions de propriété et de paramètre en vCard, plus exactement jCard, cf. RFC 7095.)

D'autre part, la norme vCard, le RFC 6350, précise dans sa section 6.3.1, que le nom du pays doit être spécifié en langue naturelle, alors que l'ICANN exige (section 1.4 de leur politique) un code à deux lettres tiré de la norme ISO 3166. (Notez qu'à l'heure actuelle, certains registres mettent le nom du pays, d'autres le code à deux lettres…) Le paramètre CC, qui va indiquer le code, est désormais dans le registre IANA.

Ainsi, une réponse vCard suivant notre RFC pourrait indiquer (je ne peux pas vous montrer d'exemples réels d'un registre, aucun n'a apparemment déployé ces extensions, mais, si vous êtes curieux, lisez jusqu'à la fin) :

      
%  curl -s https://rdap.nic.example/domain/foobar.example | jq . 
...
    [
            "contact-uri",  <<< Nouveauté
            {},
            "uri",
            "https://rds.nic.example/get-in-touch"
    ]
...
    [
            "adr",
            {"cc": "US"},  <<< Nouveauté
	    "text",
            ["", "", "123 Main Street", "Any Town", "CA", "91921-1234", "U.S.A."]
   ]    
...

    

J'ai parlé jusqu'à présent des registres, mais l'ICANN impose également RDAP aux bureaux d'enregistrement. Cela a en effet un sens pour les registres minces, comme .com, où les données sociales sont chez les bureaux en question. La liste des bureaux d'enregistrement ICANN contient une colonne indiquant leur serveur RDAP. Testons avec Blacknight, qui est souvent à la pointe :

% curl https://rdap.blacknight.com/domain/blacknight.com | jq .  
...
          [
            "fn",
            {},
            "text",
            "Blacknight Internet Solutions Ltd."
          ],
          [
            "adr",
            {
              "cc": "IE"
            },
...
          [
            "contact-uri",
            {},
            "uri",
            "https://whois.blacknight.com/contact.php?fqdn=blacknight.com&contact_type=owner"
          ]
    

On a bien un usage de ces extensions dans le monde réel (merci à Patrick Mevzek pour ses remarques et ajouts).

Les attaques par déni de service, et notamment les dDoS (distributed Denial of Service), sont une des principales plaies de l'Internet. Le projet DOTS (DDoS Open Threat Signaling) à l'IETF vise à développer un mécanisme de signalisation permettant à des acteurs de la lutte anti-dDoS d'échanger des informations et de se coordonner, même lorsque l'attaque fait rage. Par exemple, un mécanisme DOTS permettra à un client d'un service de traitement des attaques de demander à son fournisseur d'activer le filtrage anti-dDoS. Ce RFC est le premier du projet : il décrit le cahier des charges.

Ces attaques par déni de service (décrites dans le RFC 4732) peuvent être utilisées à des fins financières (racket), lors d'affrontements inter-étatiques (comme dans le cas estonien souvent cité), à des fins de censure contre des opposants politiques. Le risque est particulièrement élevé pour les « petits ». En effet, beaucoup d'attaques par déni de service reposent sur la taille : par exemple, l'attaquant envoie tellement d'octets qu'il sature la ou les connexions Internet de sa victime. La seule solution est alors de louer un tuyau plus gros, ce qui n'est pas toujours financièrement possible. Les attaques dDoS favorisent donc les plus riches. Aujourd'hui, par exemple, un petit hébergeur Web a le plus grand mal à faire face à d'éventuelles attaques, ce qui rend difficile l'hébergement associatif et/ou décentralisé. Les attaques par déni de service ont donc des conséquences bien au-delà des quelques heures d'indisponibilité du service : elles encouragent la centralisation des services, puisqu'il faut être gros pour encaisser le choc. C'est ainsi qu'aujourd'hui beaucoup d'organisations sont chez Cloudflare, dépendant de cette société privée étatsunienne pour leur « protection ». On est dans l'équivalent moderne de la relation féodale au Moyen-Âge : le paysan seul, ou même le village, est trop vulnérable, il doit chercher la protection d'un seigneur, en échange de sa soumission.

Il est très difficile de se protéger contre les attaques par déni de service. Et le projet DOTS ne va pas proposer de solution magique, uniquement des mécanismes de cooordination et d'échange en cas d'attaque. La réponse à une attaque dDoS consiste typiquement à examiner les paquets entrants, et à jeter ceux qui semblent faire partie de l'attaque. (Voir par exemple mon article sur le filtrage.) Il faut bien sûr le faire le plus tôt possible. Si vous êtes connecté à l'Internet par un lien de capacité 1 Gb/s, et que l'attaquant arrive à le saturer par les paquets qu'il envoie, trier les paquets de votre côté ne servira à rien, cela serait trop tard ; ils doivent être triés en amont, par exemple chez votre opérateur. Et, évidemment, trier n'est pas trivial, les paquets ne sont pas marqués comme participant à l'attaque (sauf si on utilise le RFC 3514, mais regardez sa date de publication). Il y aura donc toujours des faux positifs, des paquets innocents jetés. (Pour un exemple de solution anti-dDoS, voir le VAC d'OVH, et les nombreux articles qui lui ont été consacrés.) En 2019, beaucoup d'organisations ne font plus ce tri elles-mêmes (par manque de moyens financiers, et surtout humains) mais sous-traitent à un fournisseur spécialisé (comme Arbor, pour lequel travaille un des auteurs du RFC). On envoie le trafic vers ce fournisseur, par des astuces DNS ou BGP, il le trie, et vous renvoie ce qui lui semble inoffensif. Ce tri se nomme en anglais scrubbing. Ces fournisseurs sont donc un élement critique, par exemple parce qu'ils voient passer tout votre trafic. En général, on active ce service à la demande, et cette activation est un des scénarios d'utilisation de DOTS les plus cités dans le RFC.

Actuellement, l'activation du service de scrubbing se fait via des interfaces privatrices, fournies par le « protecteur », ce qui contribue à enfermer le client dans sa relation avec le fournisseur. Et puis, parfois, il faut que plusieurs acteurs participent à la réponse à attaque. D'où l'idée du projet DOTS (dDoS Open Threat Signaling) qui va développer une interface normalisée, au sein du groupe de travail du même nom à l'IETF.

La section 1.2 du RFC précise le terminologie employée : DOTS sera client/serveur, le client DOTS étant chez la victime, qui cherche une solution, et le serveur DOTS étant chez le protecteur (mitigator dans le RFC). Rappelez-vous que DOTS ne normalise pas les méthodes de protection (elles évoluent vite, même si le motif « tri puis poubellisation des paquets » reste dominant), mais uniquement la communication entre les acteurs impliqués. Les différents acteurs communiquent avec deux sortes de canaux, les canaux de signalisation et les canaux de données. Les premiers sont prévus pour des messages assez courts (« jette tous les paquets à destination du port NNN ») mais qui doivent arriver à tout prix, même en cas d'attaque intense ; ils sont le cœur du système DOTS, et privilégient la survivabilité. Les seconds, les canaux de données, sont prévus pour de grandes quantités de données, par exemple pour envoyer des informations de configuration, comme la liste des préfixes IP à protéger.

L'essentiel du RFC est la section 2, qui décrit les exigences auxquelles devra se soumettre le futur protocole DOTS. (Notez que le travail est déjà bien avancé. Depuis, un RFC d'architecture générale du systéme, le RFC 8811, a été publié, et les RFC 8782 et RFC 8783 ont normalisé le protocole.) Il s'agit d'exigences techniques : ce RFC ne spécifie pas d'exigences business ou de politique. Par exemple, il ne dit pas à partir de quand un client DOTS a le droit de demander une action au serveur, ni dans quels cas le client a le droit d'annuler une demande.

Le protocole DOTS a des exigences difficiles ; compte-tenu du caractère très sensible des échanges entre le client et le serveur, il faut absolument fournir authentification, intégrité, confidentialité et protection contre le rejeu par un tiers. Autrement, le protocole DOTS, comme la plupart des techniques de sécurité, pourrait en fait fournir un nouveau moyen d'attaque. Mais, d'un autre côté, le protocole doit être très robuste, puisqu'il est précisément conçu pour fonctionner face à un hostile, qui va essayer de perturber les communications. Combiner toutes ces demandes n'est pas trivial. DOTS fournira de la robustesse en utilisant des messages de petite taille (qui auront donc davantage de chances de passer), asynchrones, et qui pourront être répétés sans dommage (en cas de doute, les acteurs DOTS n'hésiteront pas à envoyer de nouveau un message).

Je ne vais pas répéter ici la longue liste des exigences, vous les trouverez dans la section 2. Elles sont réparties en plusieurs catégories. Il y a d'abord les exigences générales :

• Le protocole doit être extensible, car les attaques par déni de service vont évoluer, ainsi que les solutions (la lutte de l'épée et de la cuirasse est éternelle),
• Comme rappelé ci-dessus, le protocole doit être robuste, la survivabilité doit être sa principale qualité puisqu'il est prévu pour fonctionner en situation très perturbée,
• Un message qui a du mal à passer ne ne doit pas bloquer le suivant (pas de head-of-line blocking),
• Le client doit pouvoir donner des indications sur les actions souhaitées, puisqu'il dispose parfois d'informations, par exemple issues du renseignement sur les menaces.

Il y a ensuite les exigences sur le canal de signalisation :

• Il doit utiliser des protocoles existants comme UDP (TCP est possible mais, en cas d'attaque, il peut être difficile, voir impossible, d'établir une connexion),
• La taille des messages doit être faible, à la fois pour augmenter les chances de passer malgré l'attaque, et pour éviter la fragmentation,
• Le canal doit être bidirectionnel, entre autres pour détecter une éventuelle coupure du lien (un serveur peut être configuré pour activer les solutions anti-dDoS précisément quand il ne peut plus parler au client, des messages de type battement de cœur sont donc nécessaires, mais pas évidents à faire correctement, cela avait été une des plus grosses discussions à l'IETF),
• Le client doit pouvoir demander au serveur des actions (c'est le but principal du protocole), et doit pouvoir aussi solliciter des informations sur ce que voit et fait le serveur DOTS (« j'ai jeté 98 % des paquets » ou « je jette actuellement 3,5 Gb/s »),
• Le client doit pouvoir tenir le serveur au courant de l'efficacité perçue des actions effectuées (« ça marche pas, je reçois toujours autant »),
• Le client doit pouvoir indiquer une durée pour les actions du serveur, y compris une durée infinie (si le client préfère que tout son trafic soit examiné et filtré en permanence),
• Le client doit pouvoir demander un filtrage fin, en indiquant une portée (« uniquement ce qui vient de 192.0.2.0/24 » ou « seulement les paquets à destination de 2001:db8:a:b::/64 », voire « seulement les paquets pour www.example.com », et le serveur DOTS doit alors faire la résolution de nom).

Il y a aussi des exigences pour l'autre canal, celui des données. Rappelons que, contrairement au canal de signalisation, il n'est pas indispensable qu'il puisse fonctionner pendant l'attaque. La principale exigence est la transmission fiable des données.

Vu le contexte de DOTS, il y a évidemment des exigences de sécurité :

• Authentification mutuelle (du serveur par le client et du client par le serveur), un faux serveur ou un faux client pourraient faire des catastrophes, cf. section 4 du RFC,
• Confidentialité et intégrité, vu le caractère critique des données (imaginez si un attaquant pouvait modifier les messages DOTS…)

La section 3 du RFC se penche sur le problème de la congestion. Le protocole DOTS ne doit pas ajouter à l'attaque en noyant tout le monde sous les données, alors qu'il utilisera sans doute un transport qui ne gère pas lui-même la congestion, UDP (au moins pour le canal de signalisation). Il faudra donc bien suivre les règles du RFC 8085.

À noter qu'Arbor a un brevet sur les mécanismes analogues à DOTS (brevet 20130055374, signalé à l'IETF ici.) Arbor promet des licences RF et RAND. Même les attaques créent du business…

Une blague très courante dit que, dans IoT (Internet of Things, l'Internet des Objets), le S veut dire sécurité… C'est peu dire que la sécurité de l'Iot est mauvaise. Elle est en fait catastrophique, comme l'analyse bien Schneier dans son livre « Click here to kill everybody ». C'est en grande partie dû à des raisons politico-économiques (les fabriquants se moquent de la sécurité notamment, parce que les failles de sécurité n'ont aucune conséquence négative pour eux) et en petite partie aux réelles difficultés techniques qu'il y a à sécuriser des objets qui sont parfois contraints en ressources (énergie électrique limitée, par exemple.) Ce nouveau RFC du groupe de recherche T2T (Thing to Thing) de l'IRTF se penche sur la question et essaie d'identifier les questions à long terme. À lire absolument, si vous vous intéressez à la sécurité des objets connectés. Et à lire également si vous ne vous y intéressez pas car, que vous le vouliez ou non, la sécurité des objets connectés va vous toucher.

On ne part pas de zéro pourtant. Contrairement à ce que disent parfois les vendeurs d'objets connectés pour justifier l'insécurité abyssale de leurs produits, des solutions techniques ont été développées. (Voir par exemple cet article qui parle de la sécurité des sondes Atlas.) Il existe des protocoles adaptés aux objets, comme CoAP (RFC 7252), une alternative légère à HTTP, qu'on peut sécuriser avec DTLS (RFC 9147). Mais il reste à les déployer.

Notre RFC suit un plan classique : il étudie d'abord le cycle de vie des objets connectés (section 2 du RFC), examine ensuite les risques (section 3), l'état de l'art (section 4), puis les défis pour sécuriser les objets (section 5), et enfin les prochaines étapes du travail nécessaire (section 6).

Le terme d'Internet des Objets fait partie de ces termes pipeau qui ne veulent pas dire grand'chose. Les « objets » n'ont pas grand'chose à voir, allant d'un ordiphone plus puissant que certains ordinateurs, à des étiquettes RFID, en passant par des voitures connectées qui disposent d'électricité et de puissance de calcul considérables, et des capteurs industriels qui sont au contraire très contraints. Quant à leur connexion, elle se limite parfois au réseau local et, parfois, à envoyer toutes leurs données, aussi privées qu'elles soient, vers leur maitre dans le mythique cloud. C'est le consortium privé Auto-Id qui a popularisé ce terme à la fin des années 1990, pour de simples raisons marketing. À l'époque, c'était limité à des étiquettes RFID n'ayant qu'une connexion très limitée, sans rapport avec l'Internet. Certains ont suggéré de réserver le terme d'« Internet des Objets » aux objets connectés en IP mais ces appels à la rigueur terminologique n'ont en général que peu d'impact. Bref, chercher des solutions pour l'« Internet des Objets » en général n'a que peu de chances d'aboutir, vu la très grande variété de situations que ce terme recouvre.

Mais revenons au début, au cycle de vie de nos objets connectés (section 2 du RFC). Comme la variété des objets connectés est très grande, le RFC choisit de partir d'un exemple spécifique, un système de gestion de bâtiment. Ce système contrôle la climatisation, le chauffage, la ventilation, l'éclairage, la sécurité, etc. Un tel système représente de nombreux objets, dont certains, notamment les capteurs installés un peu partout, peuvent être très contraints en ressource (processeur lent, énergie fournie uniquement par des batteries, etc). Pire, du point de vue des protocoles réseau, certains de ces objets vont passer beaucoup de temps à dormir, pour économiser l'énergie, et ne répondront pas aux autres machines pendant ce temps. Et les objets seront sans doute fabriqués par des entreprises différentes, ce qui soulèvera des questions amusantes d'interopérabilité.

La figure 1 du RFC représente un cycle de vie simplifié. Je le simplifie encore ici. L'objet est successivement :

• fabriqué,
• il peut rester assez longtemps sur l'étagère, attendant un acheteur (ce qui contribue à l'obsolescence de son logiciel),
• installé et configuré (probablement par différents sous-traitants),
• mis en service,
• il va fonctionner un certain temps puis verra des évenements comme une mise à jour logicielle,
• ou des changements de sa configuration,
• à un moment, il cessera d'être utilisé,
• puis sera retiré du bâtiment (à moins qu'il soit oublié, et reste actif pendant des années sans qu'on s'en occupe),
• mais il aura peut-être droit à une reconfiguration et une remise en service à un autre endroit, recommençant le cycle,
• sinon, il sera jeté.

Les différents objets présents dans le bâtiment ne seront pas aux mêmes étapes au même moment.

Le RFC remarque que le cycle de vie ne commence pas forcément à la fabrication de l'objet physique, mais avant. Pour des objets comportant du logiciel, le cycle de vie commence en fait lorsque la première bibliothèque qui sera utilisée est écrite. Les logiciels des objets connectés ont une forte tendance à utiliser des versions anciennes et dépassées des bibliothèques, notamment de celles qui assurent des fonctions de sécurité. Les bogues ont donc une longue durée de vie.

La sécurité est une question cruciale pour les objets connectés, car ils sont en contact avec le monde physique et, si ce sont des actionneurs, ils agissent sur ce monde. Comme le note Schneier, une bogue sur un objet connecté, ce n'est plus seulement un programme qui plante ou un fichier qu'on perd, cela peut être des atteintes physiques aux humains. Et les objets sont nombreux : pirater une machine ne donne pas beaucoup de pouvoir à l'attaquant, mais s'il arrive à trouver une faille lui permettant de pirater via l'Internet tous les objets d'un vendeur donné, il peut se retrouver à la tête d'un botnet conséquent (c'est exactement ce qui était arrivé avec Mirai).

Quels sont les risques exactement ? La section 3 du RFC décrit les différentes menaces, une liste longue et un peu fourre-tout. Avant tout, le code peut être incorrect, bogué ou mal conçu. C'est le cas de tout logiciel (ne croyez pas un instant les commerciaux qui assurent, sans rien en savoir eux-mêmes, que « le logiciel est conforme à l'état de l'art et aux préconisations de [insérer ici le nom d'un organisme quelconque] »). Mais comme vu plus haut, les conséquences sont plus graves dans le cas des objets connectés. En outre, il y a deux problèmes logiciels qui sont davantage spécifiques aux objets connectés : les mises à jour, pour corriger les bogues, sont plus difficiles, et rarement faites, et le logiciel est globalement négligé, n'étant pas le « cœur de métier » de l'entreprise vendeuse. On voit ainsi des failles de sécurité énormes, qui n'arrivent plus dans l'informatique plus classique.

Autre raison pour laquelle la sécurité des objets connectés est difficile à assurer, le fait que l'attaquant peut avoir un accès physique aux objets (par exemple s'il s'agit d'un type d'objet vendu publiquement). Il peut le démonter, l'étudier, et acquérir ainsi des informations utiles pour le piratage d'autres objets du même type. Si, par exemple, tous les objets d'un même type partagent une clé cryptographique privée, elle pourrait être récupérée ainsi (l'objet connecté typique n'est pas un HSM). Un modèle de sécurité comme celui de la boite noire ne s'applique donc pas. Dans le futur, peut-être que les PUF seront une solution ?

La sécurité impose de mettre à jour le logiciel de l'objet régulièrement. Mais cette mise à jour ouvre elle-même des failles de sécurité. Si le processus de mise à jour n'est pas sécurisé (par exemple par une signature du logiciel), un malveillant pourra peut-être y glisser sa version du logiciel.

Ensuite, l'objet, même s'il fonctionne comme prévu, peut faire fuiter des informations privées. S'il envoie des informations à des tiers (c'est le cas de presque tous les objets conçus pour l'usage domestique) ou s'il transmet en clair, il permet la surveillance de son propriétaire. Le chiffrement est évidemment indispensable, mais il ne protège pas contre les extrémités de la communication (le sextoy connecté qui envoie les informations sur son usage au vendeur de l'objet) et, s'il n'est pas accompagné d'une authentification du partenaire avec qui on communique, ile ne protège pas contre l'homme du milieu. Une des difficultés de l'authentification est qu'il faut bien, avant la communication, avitailler l'objet en informations (par exemple les clés publiques de ses correspondants), un défi pour des objets fabriqués en masse. Avitailler une fois l'objet sur le terrain est tout aussi difficile : ces objets n'ont souvent pas d'interface utilisateur. Cela impose des solutions comme le TOFU (faire confiance la première fois, puis continuer avec le même correspondant) ou bien l'appairage (on approche deux objets, on appuie sur un bouton et ils sont désormais appairés, ils ont échangé leurs clés).

Les objets ont souvent une histoire compliquée, étant composée de l'assemblage de divers composants matériels et logiciels, parfois promenés sur de longues distances, entre beaucoup d'entreprises différentes. Une des attaques possibles est de s'insérer quelque part dans cette chaîne d'approvisionnement et d'y glisser du logiciel ou du matériel malveillant. Est-ce que quelqu'un sait vraiment ce que fait cette puce dont on a acheté des dizaines de milliers d'exemplaires à un revendeur ? Dans le cas extrême, c'est l'objet entier qui peut être remplacé par un objet apparemment identique, mais malveillant.

Les objets connectés sont souvent dans des lieux qui ne sont pas physiquement protégés. Par exemple, les capteurs sont placés un peu partout, et parfois accessibles à un attaquant. Une fois qu'on peut mettre la main sur un objet, il est difficile d'assurer sa sécurité. Des informations confidentielles, comme une clé privée, peuvent alors se retrouver entre les mains de l'attaquant. Transformer chaque objet connecté en un coffre-fort inviolable n'est évidemment pas réalistes.

Les objets communiquent entre eux, ou bien avec des passerelles les connectant à l'extérieur. Cela ouvre de nouvelles possibilités d'attaque via le routage. Les objets connectés se servent souvent de protocoles de routage non sécurisés, permettant au malveillant d'injecter de fausses routes, permettant ainsi, par exemple, de détourner le trafic vers une machine contrôlée par ce malveillant.

Enfin, il y a la menace des attaques par déni de service. Les objets sont souvent contraints en ressources et sont donc particulièrement vulnérables aux attaques par déni de service, même légères. Et les objets ne sont pas forcément victimes, ils peuvent être aussi devenir zombies et, recrutés par un logiciel malveillant comme Mirai, être complices d'attaques par déni de service comme cela avait été le cas en octobre 2016. (Un outil comme Shodan permet de trouver facilement des objets vulnérables et/ou piratés.)

Bon, ça, c'étaient les menaces. Mais on n'est pas resté les bras ballants, on a déjà des mécanismes possibles pour faire face à ces attaques. La section 4 de notre RFC décrit l'état de l'art en matière de connexion des objets connectés, et de leur sécurisation.

Déjà, il existe plusieurs protocoles pour les objets connectés, comme ZigBee, BACnet ou DALI. Mais l'IETF se focalise évidemment sur les objets qui utilisent IP, le seul cas où on puisse réellement parler d'« Internet des Objets ». IP tel qu'il est utilisé sur les ordinateurs classiques n'est pas forcément bien adapté, et des groupes ont développé des adaptations pour les réseaux d'objets (voir par exemple le RFC 4944). De même, il existe des normes pour faire tourner IP sur des tas de couches physiques différentes, comme Bluetooth (RFC 7668), DECT (RFC 8105) ou NFC (RFC pas encore publié). Au-dessus d'IP, le protocole CoAP (RFC 7252) fournit un protocole applicatif plus adapté aux objets que le HTTP classique.

Questions formats, on a également le choix. On a JSON (RFC 8259), mais aussi CBOR (RFC 8949) qui, lui, est un format binaire, sans doute plus adapté aux objets contraints. Tous les deux ont des solutions de sécurité, par exemple la famille JOSE pour signer et chiffrer les documents JSON, et son équivalent pour CBOR, CORE (RFC 8152).

Le problème de la sécurité de l'IoT est connu depuis longtemps, et ce ne sont pas les solutions techniques qui manquent, que ce soit pour protéger les objets connectés, ou pour protéger le reste de l'Internet contre ces objets. Certains de ces protocoles de sécurité ne sont pas spécifiques aux objets connectés, mais peuvent être utilisés par eux, c'est le cas de TLS (RFC 8446). Une excuse classique des fabricants d'objets connectés pour ne pas sécuriser les communications avec TLS est le caractère contraint de l'objet (manque de ressources matérielles, processeur, mémoire, énergie, etc). Cet argument peut jouer pour des objets vraiment contraints, des capteurs bon marché disséminés dans l'usine et ne fonctionnant que sur leur batterie mais beaucoup d'objets connectés ne sont pas dans ce cas, et ont largement les moyens de faire tourner TLS. Quand on entend des fabriquants de télévisions connectées ou de voitures connectées expliquer qu'ils ne peuvent pas utiliser TLS car ce protocole est trop coûteux en ressources, on rit ou on s'indigne car c'est vraiment un argument ridicule ; une télévision ou une voiture ont largement assez de ressources pour avoir un processeur qui fait tourner TLS. (Je n'utilise que TLS et SSH pour communiquer avec un Raspberry Pi 1, avec son processeur à 700 MHz et sa consommation électrique de 2 W.)

Outre les protocoles, la sécurité repose sur des règles à suivre. La section 4.3 liste les règles formalisées existantes. Ainsi, GSMA a publié les siennes, BITAG également, le DHS étatsunien s'y est mis, l'ENISA aussi et notre RFC liste de nombreux autres documents. Si les fabriquants d'objets connectés ne sont pas au courant, ce n'est pas faute d'information, c'est bien de la mauvaise volonté !

C'est d'autant plus grave que, comme l'a illustré le cas de Mirai, les objets connectés non-sécurisés ne sont pas un problème que pour le propriétaire de l'objet, mais peuvent également toucher tout l'Internet. Il est donc logique que beaucoup de voix s'élèvent pour dire qu'il faut arrêter de compter sur la bonne volonté des fabricants d'objets connectés, qui ont largement démontré leur irresponsabilité, et commencer à réguler plus sévèrement. (C'est par exemple une demande du régulateur étatsunien FCC.)

Cette disponibilité de très nombreuses solutions techniques ne veut pas dire que tous les problèmes sont résolus. La section 5 du RFC fait ainsi le point sur les défis qui nous restent, et sur lesquels chercheu·r·se·s et ingénieur·e·s devraient se pencher. D'abord, certains objets sont contraints en ressources (pas tous, on l'a vu), comme détaillé dans le RFC 7228. L'Internet est un monde très hétérogène, connectant des machines ayant des ressources très diverses, via des réseaux qui ont des capacités hautement variables. Pour ces objets contraints (qui sont une partie seulement des « objets », une caméra de vidéo-surveillance n'est pas un objet contraint), il est raisonnable de chercher à optimiser, par exemple la cryptographie. Ainsi, la cryptographie à courbes elliptiques (RFC 8446) demande en général moins de ressources que RSA.

Les attaques par déni de service sont un autre défi pour les objets connectés, qui disposent de peu de ressources pour y faire face. Des protocoles qui permettent de tester qu'il y a une voie de retour (return routability ou returnability) peuvent aider à éviter certaines attaques que des protocoles sans ce test (comme le DNS ou comme d'autres protocoles fondés sur UDP) rendent facile. C'est pour cela que DTLS (RFC 9147) ou HIP (RFC 7401) intègrent ce test de réversibilité. Évidemment, cela n'aide pas pour les cas de la diffusion, ou bien lorsque le routage est contrôlé par l'attaquant (ce qui est souvent le cas dans les réseaux « mesh ».) Autre protection, qui existe par exemple dans HIP : forcer l'initiateur d'une connexion à résoudre un problème, un « puzzle », afin d'éviter que les connexions soient « gratuites » pour l'initiateur. La principale limite de cette solution est qu'elle marche mal si les machines impliquées ont des capacités de calcul très différentes (un objet contraint contre un PC). Il y a également le cas, non mentionné par le RFC, où l'attaquant dispose d'un botnet et ne « paie » donc pas les calculs.

L'architecture actuelle de l'Internet n'aide pas au déploiement de certaines solutions de sécurité. Ainsi, un principe de base en sécurité est d'avoir une sécurité de bout en bout, afin de ne pas dépendre d'intermédiaires malveillants ou piratés, mais c'est rendu de plus en plus difficile par l'abus de middleboxes, qui interfèrent avec beaucoup de comunications. On est donc forcés d'adapter la sécurité à la présence de ces middleboxes, souvent en l'affaiblissant. Par exemple :

• Il faut parfois partager les clés avec les middleboxes pour qu'elles puissent modifier les paquets, ce qui est évidemment une mauvaise pratique,
• Le chiffrement homomorphe peut aider, en permettant d'effectuer certaines opérations sur des données chiffrées, mais toutes les opérations ne sont pas possibles ainsi, et les bibliothèques existantes, comme SEAL, n'ont pas les performances nécessaires,
• Remonter la sécurité depuis le niveau des communications (ce que fait TLS) vers celui des données échangées pourrait aider. C'est ce que font COSE (RFC 8152), JOSE (RFC 7520) ou CMS (RFC 5652).

Une fois déployés, les objets connectés vont rester en fonctionnement des années, voire des décennies. Il est donc crucial d'assurer les mises à jour de leur logiciel, ne serait-ce que pour réparer les failles de sécurité qui ne manqueront pas d'être découvertes, qu'elles soient dans le code ou dans les algorithmes utilisés. Par exemple, si les promesses des ordinateurs quantiques se concrétisent un jour, il faudra jeter RSA et les courbes elliptiques (section 5.8 du RFC).

Mais assurer des mises à jour sûres n'est pas facile, comme le note Bruce Schneier. C'est que le processus de mise à jour, s'il est insuffisamment sécurisé, peut lui-même servir pour une attaque, par exemple en envoyant du code malveillant à un objet trop naïf. Et puis comment motiver les vendeurs à continuer à fournir des mises à jour logicielles des années après que le dernier exemplaire de ce modèle ait été vendu ? Capitalisme et sécurité ne vont pas bien ensemble. Et il se peut tout simplement que le vendeur ait disparu, que le code source de l'objet ne soit plus disponible, et qu'il soit donc impossible en pratique de développer une mise à jour. (D'où l'importance, même si le RFC ne le dit pas, du logiciel libre.) Enfin, si la mise à jour doit être effectuée manuellement, il est probable qu'elle ne sera pas faite systématiquement. (Un rapport de la FTC états-unienne détaille également ce problème.)

Mais les mises à jour automatiques posent également des tas de problèmes. Par exemple, pour des ampoules connectées (une idée stupide, mais le monde de l'IoT est plein d'idées stupides), il vaut mieux mettre à jour leur logiciel le jour que la nuit. Et il vaut mieux que toutes les ampoules ne soient pas mises à jour en même temps. Et les mises à jour supposent que le système ait été conçu pour cela. Par exemple, en cryptographie, il est souvent nécessaire de remplacer les algorithmes cryptographiques qui ont été cassés avec le temps, mais beaucoup d'objets connectés utilisent des systèmes cryptographiques mal conçus, qui n'ont pas d'agilité cryptographique. (Au passage, la section 5.8 du RFC traite le cas des possibles futurs ordinateurs quantiques, et des conséquences qu'ils auront pour la cryptographie. Les objets connectés peuvent rester actifs de nombreuses années, et il faut donc penser loin dans le futur.) Ces points, et beaucoup d'autres, avaient été traités dans un atelier de l'IAB, qui avait fait l'objet du RFC 8240. À l'IETF, le groupe de travail SUIT développe des mécanismes pour aider les mises à jour (mais qui ne traiteront qu'une petite partie du problème).

Rapidement dépassés, les objets connectés posent également des problèmes de gestion de la fin de vie. Au bout d'un moment, le vendeur va arrêter les différentes fonctions, comme les mises à jour du logiciel ou, plus radicalement, comme les serveurs dont dépend l'objet. Cet arrêt peut être volontaire (l'objet n'intéresse plus le vendeur, qui est passé à d'autres gadgets) ou involontaire (vendeur en faillite). Le RFC note qu'une des voies à explorer est la continuation de l'objet avec du logiciel tiers, qui ne dépend plus de l'infrastructure du vendeur. Bien des ordiphones ont ainsi vu leur vie prolongée par CyanogenMod, et bien des routeurs ont bénéficié d'OpenWrt. (D'où l'importance de pouvoir installer ce logiciel tiers, ce qu'interdisent beaucoup de vendeurs.)

Une autre question intéressante de sécurité posée par les objets connectés est la vérification de leurs capacités réelles et de leur comportement effectif. L'acheteur peut avoir l'impression qu'il est le propriétaire de l'objet acheté mais cet objet est suffisamment complexe pour que l'acheteur ne soit pas au courant de tout ce que l'objet fait dans son dos. Le vrai maitre de l'objet est alors le vendeur, qui continue à communiquer avec l'engin connecté. C'est ainsi que des malhonnêtes comme Lidl ou Google avaient installé des micros dans des objets qu'on installe chez soi, et évidemment sans le dire à l'acheteur. Et encore, un micro est un appareil physique, qu'un examen attentif (avez-vous vérifié tous les objets connectés chez vous ?) peut détecter. Mais savoir ce que raconte l'objet connecté à son maitre est plus difficile. Peu d'utilisateurs ont envie de configurer un routeur local, et d'y faire tourner tcpdump pour voir le trafic. Et encore, ce trafic peut être chiffré et l'acheteur (qui, rappelons-le, n'est pas le véritable propriétaire de l'objet, puisqu'il n'a quasiment aucun contrôle, aucune information) n'a pas les clés.

Le problème de fournir des informations à l'utilisateur n'est pas trivial techniquement. Beaucoup d'objets connectés n'ont pas d'interface utilisateur où afficher « je suis en train d'envoyer plein de données sur vous à mon maitre ». Une solution partielle serait une description des capacités de l'engin, et de ses communications, dans un fichier MUD (Manufacturer Usage Description, RFC 8520). Ceci dit, vu le niveau d'éthique dans le monde de l'IoT, gageons que ces fichiers MUD mentiront souvent, notamment par omission.

Puisqu'on a parlé de vie privée, c'est l'occasion de rappeler que l'IoT est une grave menace pour cette vie privée. Le RFC note que, dans le futur, nous serons peut-être entourés de centaines d'objets connectés. (Malheureusement, le RFC parle surtout des risques dus à des tiers qui observeraient le trafic, et très peu des risques dus aux vendeurs qui récoltent les données.) L'IoT permet une intensification considérable du capitalisme de surveillance.

Bref, la situation est mauvaise et, s'il y a en effet quelques progrès (on voit moins souvent des mots de passe identiques pour tous les objets d'un type), ils sont largement annulés par de nouveaux déploiements.

Ce nouveau RFC décrit un remplaçant pour le traditionnel protocole IMAP, remplaçant fondé sur le cadre JMAP (JSON Meta Application Protocol, RFC 8620).

Le protocole décrit dans ce RFC fournit les mêmes services qu'IMAP (RFC 9051) : accéder aux boîtes aux lettres de courrier, chercher dans ces boîtes, gérer les messages (détruire les inutiles, par exemple), etc. Par rapport à IMAP, outre l'utilisation du format JSON, l'accent est mis sur la synchronisation rapide, l'optimisation pour les clients mobiles, et sur la possibilité de notifications. JMAP est sans état (pas besoin de connexion permanente). Ce « JMAP pour le courrier » s'appuie sur JMAP, normalisé dans le RFC 8620. JMAP est un protocole générique, qui peut servir à synchroniser bien des choses entre un client et un serveur (par exemple un agenda, ou bien une liste de contacts). Par abus de langage, je vais souvent dire « JMAP » dans cet article alors que je devrais normalement préciser « JMAP pour le courrier », premier « utilisateur » du JMAP générique.

JMAP manipule différents types d'objets. Le plus important est sans doute Email (section 4 du RFC), qui modélise un message. Il s'agit d'une représentation de haut niveau, le client JMAP n'a pas à connaitre tous les détails de l'IMF (Internet Message Format, RFC 5322), de MIME (RFC 2045), etc. Un objet de type Email a une liste d'en-têtes et un corps, et JMAP fournit des méthodes pour accéder aux différentes parties du corps. Il y a même plusieurs représentations d'un message, pour s'adapter aux différents clients. Par exemple, un message MIME est normalement un arbre, de profondeur quelconque, mais un client JMAP peut décider de demander une représentation aplatie, avec juste une liste d'attachements. (La plupart des MUA présentent à l'utilisateur une vue aplatie de l'objet MIME.) Voilà pourquoi l'objet Email a plusieurs propriétés, le client choisissant à laquelle il accède :

• bodyStructure : l'arbre MIME, c'est la représentation la plus « authentique »,
• textBody : une liste des parties MIME à afficher quand on préfère du texte,
• htmlBody : une liste des parties MIME à afficher quand on préfère de l'HTML,
• attachments : la liste des « pièces jointes » (rappelez-vous que le concept de « pièces jointes » a été créé pour l'interface avec l'utilisateur ; il n'a pas de sens en MIME, qui ne connait qu'un arbre avec des feuilles de différents types).

Les en-têtes doivent pouvoir être internationaux (RFC 6532).

Un message a évidemment des métadonnées, parmi lesquelles :

• id, un identifiant du message (ce n'est pas le Message-ID:, c'est attribué par le serveur JMAP), contrairement à IMAP, l'identificateur d'un message ne change pas, même quand le message change de boîte, et il peut apparaitre dans plusieurs boîtes à la fois
• blobIf, un identifiant du message représenté sous la forme d'une suite d'octets, à analyser par le client, par opposition à l'objet de haut niveau identifié par id,
• size, la taille du message,
• keywords, des mots-clés, parmi lesquels certains, commençant par un dollar, ont une signification spéciale.

En IMAP, les mots-clés spéciaux sont précédés d'une barre inverse. En JMAP, c'est le dollar. Parmi ces mots-clés, $seen indique que le message a été lu, $answered, qu'on y a répondu, $junk, que le serveur l'a classé comme spam, etc. Ces mots-clés sont dans un registre IANA.

Et quelles opérations sont possibles avec les objets de type Email ? Ce sont les opérations génériques de JMAP (RFC 8620, section 5). Ainsi, on peut récupérer un message avec Email/get. Cette requête :

[[ "Email/get", {
        "ids": [ "f123u456", "f123u457" ],
        "properties": [ "threadId", "mailboxIds", "from", "subject",
          "receivedAt", "header:List-POST:asURLs",
          "htmlBody", "bodyValues" ],
        "bodyProperties": [ "partId", "blobId", "size", "type" ],
        "fetchHTMLBodyValues": true,
        "maxBodyValueBytes": 256
      }, "#1" ]]      
    

peut récupérer, par exemple, cette valeur :

      
[[ "Email/get", {
     "accountId": "abc",
     "state": "41234123231",
     "list": [
       {
         "id": "f123u457",
         "threadId": "ef1314a",
         "mailboxIds": { "f123": true },
         "from": [{ "name": "Joe Bloggs", "email": "joe@example.com" }],
         "subject": "Dinner on Thursday?",
         "receivedAt": "2013-10-13T14:12:00Z",
         "header:List-POST:asURLs": [
           "mailto:partytime@lists.example.com"
         ],
         "htmlBody": [{
           "partId": "1",
           "blobId": "B841623871",
           "size": 283331,
           "type": "text/html"
         }, {
           "partId": "2",
           "blobId": "B319437193",
           "size": 10343,
           "type": "text/plain"
         }],
         "bodyValues": {
           "1": {
             "isTruncated": true,
             "value": "<html><body><p>Hello ..."
           },
           "2": {
             "isTruncated": false,
             "value": "-- Sent by your friendly mailing list ..."
           }
         }
       }
     ],
     "notFound": [ "f123u456" ]
     }, "#1" ]]

    

Notez que le client a demandé deux messages, mais qu'un seul, le f123u457, a été trouvé.

Tout aussi indispensable, Email/query permet de demander au serveur une recherche, selon de nombreux critères comme la date, les mots-clés, ou bien le contenu du corps du message.

Email/set permet de modifier un message, ou d'en créer un (qu'on pourra ensuite envoyer avec EmailSubmission, décrit plus loin). Notez qu'il n'y a pas de Email/delete. Pour détruire un message, on utilise Email/set en changeant la propriété indiquant la boîte aux lettres, pour mettre la boîte aux lettres spéciale qui sert de poubelle (rôle = trash).

Comme IMAP, JMAP pour le courrier a la notion de boîte aux lettres (section 2 du RFC). Une boîte (vous pouvez appeler ça un dossier ou un label si vous voulez) est un ensemble de messages. Tout message est dans au moins une boîte. Les attributs importants d'une boîte :

• Un nom unique (par exemple Vacances ou Personnel), en Unicode (RFC 5198),
• Un identificateur attribué par le serveur (et a priori moins lisible par des humaines que ne l'est le nom),
• Un rôle, optionnel, qui indique à quoi sert la boîte, ce qui est utile notamment si le serveur peut être utilisé en JMAP et en IMAP. Ainsi, le rôle inbox identifie la boîte où le courrier arrive par défaut. (Les rôles figurent dans un registre IANA créé par le RFC 8457.)
• Certains attributs ne sont pas fixes, par exemple le nombre total de messages contenus dans la boîte, ou bien le nombre de messages non lus.
• Les droits d'accès (ACL, cf. RFC 4314.) Les permissions sont par boîte, pas par message.

Ensuite, on utilise les méthodes JMAP pour accéder aux boîtes (révisez donc le RFC 8620, qui décrit le JMAP générique). Ainsi, pour accéder à une boîte,, on utilise la méthode JMAP Mailbox/get, qui utilise le /get JMAP (RFC 8620, section 5.1). Le paramètre ids peut être nul, cela indique alors qu'on veut récupérer tous les messages (c'est ce qu'on fait dans l'exemple ci-dessous).

De même, pour effectuer une recherche sur le serveur, JMAP normalise la méthode /query (RFC 8620, section 5.5) et JMAP pour le courrier peut utiliser Mailbox/query.

Par exemple, si on veut voir toutes les boîtes existantes, le client JMAP envoie le JSON :

[[ "Mailbox/get", {
     "accountId": "u33084183",
     "ids": null
}, "0" ]]
    

et reçoit une réponse du genre (on n'affiche que les deux premières boîtes) :

[[ "Mailbox/get", {
     "accountId": "u33084183","state": "78540",
     "state": "78540",
     "list": [{
         "id": "MB23cfa8094c0f41e6",
         "name": "Boîte par défaut",
         "role": "inbox",
         "totalEmails": 1607,
         "unreadEmails": 15,
         "myRights": {
               "mayAddItems": true,
               ...},
	       {
         "id": "MB674cc24095db49ce",
         "name": "Personnel",
	 ...
    

Notez que state est l'identificateur d'un état de la boîte. Si on veut ensuite récupérer les changements, on pourra utiliser Mailbox/changes avec comme paramètre "sinceState": "88540".

Dans JMAP, les messages peuvent être regroupés en fils de discussion (threads, section 3 du RFC). Tout message est membre d'un fil (parfois membre unique). Le RFC n'impose pas de méthode unique pour constituer les fils mais suggère :

• D'utiliser les en-têtes du RFC 5322 (In-Reply-To: ou References: indiquant le Message-Id: d'un autre message).
• Et de vérifier que les messages ont le même sujet (après avoir supprimé des préfixes comme « Re: »), pour tenir compte des gens qui volent les fils. Cette heuristique est imparfaite (le sujet peut avoir changé sans pour autant que le message soit sans rapport avec le reste du fil).

On peut ensuite accéder aux fils. Le client envoie :

[[ "Thread/get", {
       "accountId": "acme",
       "ids": ["f123u4", "f41u44"]
}, "#1" ]]      
    

Et récupère les fils f123u4 et f41u44 :

[[ "Thread/get", {
       "accountId": "acme",
       "state": "f6a7e214",
        "list": [
          {
              "id": "f123u4",
              "emailIds": [ "eaa623", "f782cbb"]
          },
          {
              "id": "f41u44",
              "emailIds": [ "82cf7bb" ]
          }
...
    

Un client qui vient de se connecter à un serveur JMAP va typiquement faire un Email/query sans conditions particulières, pour recevoir la liste des messages (ou alors en se limitant aux N messages les plus récents), puis récupérer les fils de discussion correspondants avec Thread/get, récupérer les messages eux-mêmes. Pour diminuer la latence, JMAP permet au client d'envoyer toutes ces requêtes en une seule fois (batching), en disant pour chaque requête qu'elle doit utiliser le résultat de la précédente (backreference, membre JSON resultOf).

JMAP permet également d'envoyer des messages. Un client JMAP n'a donc besoin que d'un seul protocole, contrairement au cas courant aujourd'hui où il faut IMAP et SMTP, configurés séparement, avec, trop souvent, l'un qui marche et l'autre pas. Cela simplifie nettement les choses pour l'utilisateur. Cela se fait avec le type EmailSubmission (section 7 du RFC). Deux importantes propriétés d'un objet de type EmailSubmission sont mailFrom, l'expéditeur, et rcptTo, les destinataires. Rappel important sur le courrier électronique : il y a les adresses indiquées dans le message (champs To:, Cc:, etc, cf. RFC 5322), et les adresses indiquées dans l'enveloppe (commandes SMTP comme MAIL FROM et RCPT TO, cf. RFC 5321). Ces adresses ne sont pas forcément identiques. Lorsqu'on apprend le fonctionnement du courrier électronique, la distinction entre ces deux catégories d'adresses est vraiment cruciale.

Un EmailSubmission/set va créer l'objet EmailSubmission, et envoyer le message. Ici, on envoie à john@example.com et jane@example.com un message (qui avait été créé par Email/set et qui avait l'identificateur M7f6ed5bcfd7e2604d1753f6c) :

[[ "EmailSubmission/set", {
        "accountId": "ue411d190",
        "create": {
          "k1490": {
            "identityId": "I64588216",
            "emailId": "M7f6ed5bcfd7e2604d1753f6c",
            "envelope": {
              "mailFrom": {
                "email": "john@example.com",
                "parameters": null
              },
              "rcptTo": [{
                "email": "jane@example.com",
                "parameters": null
              },
              ...
              ]
            }
          }
        },
        "onSuccessUpdateEmail": {
          "#k1490": {
            "mailboxIds/7cb4e8ee-df87-4757-b9c4-2ea1ca41b38e": null,
            "mailboxIds/73dbcb4b-bffc-48bd-8c2a-a2e91ca672f6": true,
            "keywords/$draft": null
          }
        }
      }, "0" ]]      
    

Anecdote sur l'envoi de courrier : les premières versions de « JMAP pour le courrier » utilisaient une boîte aux lettres spéciale, nommée Outbox, où on mettait les messages à envoyer (comme dans ActivityPub).

JMAP a d'autres types d'objets amusants, comme VacationResponse (section 8), qui permet de faire envoyer un message automatiquement lorsqu'on est absent (l'auto-répondeur du serveur doit évidemment suivre le RFC 3834, pour éviter de faire des bêtises comme de répondre à une liste de diffusion). On crée un objet avec VacationResponse/set et hop, l'auto-répondeur est amorcé.

Et je n'ai pas parlé de tout, par exemple JMAP permet de pousser des changements depuis le serveur vers le client, si la boîte aux lettres est modifiée par un autre processus (RFC 8620, section 7).

JMAP a le concept de capacités (capabilities), que le serveur annonce au client, dans un objet JSON (rappel : JSON nomme « objets » les dictionnaires), et sous la forme d'un URI. JMAP pour le courrier ajoute trois capacités au registre des capacités JMAP, urn:ietf:params:jmap:mail pour dire qu'on sait gérer le courrier, urn:ietf:params:jmap:submission, pour dire qu'on sait en envoyer (cf. RFC 6409, sur ce concept de soumission d'un message), et urn:ietf:params:jmap:vacationresponse pour dire qu'on sait gérer un auto-répondeur.

Le courrier électronique pose plein de problèmes de sécurité intéressants. La section 9 de notre RFC les détaille. Par exemple, les messages en HTML sont particulièrement dangereux. (Il est toujours amusant de voir des entreprises de sécurité informatique envoyer leur newsletter en HTML, malgré les risques associés, qui sont aujourd'hui bien connus.) Le RFC rappelle donc aux clients JMAP (mais c'est valable pour tous les MUA) que du JavaScript dans le message peut changer son contenu, qu'un message en HTML peut récupérer du contenu sur l'Internet (via par exemple un <img src=…), ce qui trahit le lecteur et fait fuiter des données privées, que CSS, quoique moins dangereux que JavaScript, permet également des trucs assez limites, que les liens en HTML ne pointent pas toujours vers ce qui semble (<a href="http://evil.example/">cliquez ici pour aller sur le site de votre banque https://good-bank.example</a>), etc. Pour faire face à tous ces dangers du courrier en HTML, le RFC suggère de nettoyer le HTML avant de l'envoyer au client. Attention, outre que c'est une modification du contenu, ce qui est toujours délicat politiquement, le faire proprement est difficile, et le RFC recommande fortement d'utiliser une bibliothèque bien testée, de ne pas le faire soi-même à la main (il y a trop de pièges). Par exemple, en Python, on peut utiliser lxml, et son module Cleaner, ici en mode extrémiste qui retire tout ce qui peut être dangereux :

    
from lxml.html.clean import Cleaner
...
cleaner = Cleaner(scripts=True, javascript=True, embedded=True, meta=True, page_structure=True,
                                      links=True, remove_unknown_tags=True,
                                      style=True)

Mais il est probablement impossible de complètement sécuriser HTML dans le courrier. Le RFC explique à juste titre que HTML augmente beaucoup la surface d'attaque. Une organisation soucieuse de sécurité ne devrait pas traiter le HTML dans le courrier.

La soumission du courrier (cf. RFC 6409) pose également des problèmes de sécurité. Imaginez un client JMAP piraté et qui serve ensuite à envoyer du spam de manière massive, utilisant le compte de l'utilisateur ignorant de ce piratage. Les MTA qui acceptent du courrier ont des mécanismes de défense (maximum N messages par heure, avec au plus M destinataires par message…) mais ces mécanismes marchent d'autant mieux que le serveur a davantage d'information. Si la soumission via JMAP est mise en œuvre par un simple relais vers un serveur SMTP de soumission, certaines informations sur le client peuvent être perdues. De tels relais doivent donc veiller à transmettre au serveur SMTP toute l'information disponible, par exemple via le mécanisme XCLIENT.

JMAP a été développé essentiellement au sein de FastMail, qui le met en œuvre sur ses serveurs. Il existe une page « officielle » présentant le protocole, qui explique entre autres les avantages de JMAP par rapport à IMAP. Vous y trouverez également des conseils pour les auteurs de clients, très bien faits et qui donnent une bonne idée de comment le protocole marche. Ce site Web est un passage recommandé.

On y trouve également une liste de mises en œuvre de JMAP. Ainsi, le serveur IMAP bien connu Cyrus a déjà JMAP en expérimental. Le MUA K-9 Mail a, quant à lui, commencé le travail.

Des livres parlant de « cyberattaques » ou de « cybersécurité », il y en a plein. C'est un thème à la mode et les historiens du futur, lorsqu'ils étudieront la littérature du passé, noteront sans doute que les années 2010 étaient marquées par l'importance de ce thème. Mais ce livre a un angle original : ni un roman, ni un « reportage » sensationnaliste, ni une pseudo-réflexion sur la « cyberguerre », c'est un récit vu de l'intérieur d'une grosse perturbation, le passage de NotPetya dans l'entreprise où travaille l'auteure. Derrière le passionnant récit « sur le terrain », c'est peut-être l'occasion de se poser quelques questions sur l'informatique et la sécurité.

J'avoue ne pas savoir dans quelle mesure ce récit est authentique. L'auteure raconte à la première personne ce qu'a vécu l'entreprise où elle travaillait. Angeline Vagabulle est un pseudonyme, soit parce que l'entreprise ne souhaitait pas que ses cafouillages internes soient associés à son nom, soit parce que l'auteure a fait preuve d'imagination et romancé la réalité. Mais le récit est très réaliste et, même si cette entreprise particulière n'existe pas, les évènements relatés dans ce livre ont tous bien eu lieu dans au moins une grande entreprise dans le monde.

Ceux et celles qui ont vécu un gros problème informatique dans une grande entreprise multinationale les reconnaitront : le DSI qui se vante dans des messages verbeux et mal écrits que l'entreprise est bien protégée et que cela ne pourrait pas arriver, les conseils absurdes (« ne cliquez pas sur un lien avant d'être certain de son authenticité »), l'absence de communication interne une fois que le problème commence (ou bien son caractère contradictoire « éteignez tout de suite vos ordinateurs » suivi de « surtout n'éteignez pas vos ordinateurs »), la langue de bois corporate (« nous travaillons très dur pour rétablir la situation »), la découverte de dépendances que personne n'avait sérieusement étudié avant (« ah, sans les serveurs informatiques, on ne peut plus téléphoner ? »), l'absence de moyens de communications alternatifs. Il faut dire que l'entreprise décrite ici a fait fort : non seulement les postes de travail sur le bureau mais tous les serveurs étaient sous Windows, évidemment pas tenus à jour, et donc vulnérables à la faille EternalBlue. Au passage de NotPetya, tous les fichiers sont détruits et plus rien ne marche, on ne peut plus envoyer de propositions commerciales aux clients, on ne peut plus organiser une réunion, on ne peut même plus regarder le site Web public de la boîte (qui, lui, a tenu, peut-être était-il sur Unix ?) Et cela pendant plusieurs semaines.

Le ton un peu trop « léger », et le fait que l'héroïne du livre surjoue la naïve qui ne comprend rien peuvent agacer mais ce livre n'est pas censé être un guide technique du logiciel malveillant, c'est un récit par une témoin qui ne comprend pas ce qui se passe, mais qui décrit de manière très vivante la crise. (En italique, des encarts donnent des informations plus concrètes sur la cybersécurité. Mais celles-ci sont parfois non vérifiés, comme les chiffres de cyberattaques, a fortiori comme leur évaluation financière.)

(Le titre est clairement sensationnaliste : il n'y a pas eu d'attaque, cyber ou pas, NotPetya se propageait automatiquement et ne visait pas spécialement cette entreprise.)

En revanche, j'ai particulièrement apprécié les solutions que mettent en place les employés, pour faire face à la défaillance de l'informatique officielle. Comme les ordiphones ont survécu, WhatsApp est largement adopté, et devient l'outil de communication de fait. (Ne me citez pas les inconvénients de WhatsApp, je les connais, et je connais l'entreprise qui est derrière. Mais, ici, il faut se rappeler que les différents sites de la boîte n'avaient plus aucune communication.) Il reste à reconstituer les carnets d'adresses, ce qui occupe du monde (« C'est John, du bureau de Dublin, qui demande si quelqu'un a le numéro de Kate, à Bruxelles, c'est pour pouvoir contacter Peter à Dubaï. ») Beaucoup de débrouillardise est déployée, pour pallier les conséquences du problème. Une nouvelle victoire du shadow IT, et la partie la plus passionnante du livre.

Ce livre peut aussi être lu comme une critique de l'entreprise. Avant même le problème informatique, l'auteure note que sa journée se passait en réunion « sans même le temps d'aller aux toilettes ». On peut se demander s'il est normal qu'une journée de travail se passe exclusivement en réunions et en fabrication de reportings, sans rien produire. Il est symptomatique, d'ailleurs, qu'on ne sait pas exactement quel travail fait l'héroïne dans son entreprise, ni dans quel service elle travaille, ni d'ailleurs ce que fait l'entreprise.

L'auteure s'aventure à supposer que le problème est partiellement de la faute des informaticiens. « Ils feraient mieux de se concentrer sur leur boulot, en l'occurrence le développement d'applications et de systèmes sans failles. » C'est non seulement très yakafokon (développer un système sans faille est vraiment difficile) mais surtout bien à côté de la plaque. On sait, sinon faire des applications sans faille, du moins faire des applications avec moins de failles. On sait sécuriser les systèmes informatiques, pas parfaitement, bien sûr, mais en tout cas bien mieux que ce qu'avait fait l'entreprise en question. On le sait. Il n'y a pas de problème d'ignorance. En revanche, savoir n'est pas tout. Encore faut-il appliquer et c'est là que le bât blesse. Les solutions connues ne sont pas appliquées, à la fois pour de bonnes et de mauvaises raisons. Elles coûtent trop cher, elles ne plaisent pas aux utilisateurs (« le système que tu nous dis d'utiliser, j'ai essayé, il est peut-être plus sécurisé, mais qu'est-ce qu'il est moche ») et/ou aux décideurs (« ce n'est pas enterprise-grade » ou bien « on n'a pas le temps, il faut d'abord finir le reporting du trimestre précédent »). D'ailleurs, après une panne d'une telle ampleur, est-ce que l'entreprise en question a changé ses pratiques ? Gageons qu'elle aura continué comme avant. Par exemple, au moment du passage de NotPetya, l'informatique était sous-traitée au Portugal et en Inde. Aucun informaticien compétent dans les bureaux. Est-ce que ça a changé ? Probablement pas. L'expérience ne sert à rien, surtout en matière de cybersécurité.

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

Ce livre présente le langage de programmation Elixir, un langage, pour citer la couverture, « fonctionnel, parallèle, pragmatique et amusant ».

Elixir est surtout connu dans le monde des programmeurs Erlang, car il réutilise la machine virtuelle d'Erlang pour son exécution, et reprend certains concepts d'Erlang, notamment le parallélisme massif. Mais sa syntaxe est très différente et il s'agit bien d'un nouveau langage. Les principaux logiciels libres qui l'utilisent sont Pleroma (c'est via un travail sur ActivityPub que j'étais venu à Pleroma et donc à Elixir) et CertStream.

Comme tous les livres de cet éditeur, l'ouvrage est très concret, avec beaucoup d'exemples. Si vous voulez vous lancer, voici un exemple, avec l'interpréteur iex :

% iex
Erlang/OTP 22 [erts-10.4.4] [source] [64-bit] [smp:1:1] [ds:1:1:10] [async-threads:1] [hipe]

Interactive Elixir (1.8.2) - press Ctrl+C to exit (type h() ENTER for help)
iex(1)> "Hello"
"Hello"
iex(2)> 2 + 2
4
    

Mais on peut aussi bien sûr mettre du Elixir dans un fichier et l'exécuter :

% cat > test.exs 
IO.puts 2+2

% elixir test.exs
4
    

Elixir a évidemment un mode Emacs, elixir-mode (site de référence sur Github). On peut l'utiliser seul, ou bien intégré dans l'environnement général alchemist. J'ai utilisé MELPA pour installer elixir-mode. Une fois que c'est fait, on peut se lancer dans les exercices du livre.

Quelles sont les caractéristiques essentielles d'Elixir ? Comme indiqué sur la couverture du livre, Elixir est fonctionnel, parallèle, pragmatique et amusant. Voici quelques exemples, tirés du livre ou inspirés par lui, montrés pour la plupart en utilisant l'interpréteur iex (mais Elixir permet aussi de tout mettre dans un fichier et de compiler, chapitre 1 du livre).

Contrairement à un langage impératif classique, les variables ne sont pas modifiées (mais on peut lier une variable à une nouvelle valeur, donc l'effet est proche de celui d'un langage impératif) :

iex(1)> toto = 42
42
iex(2)> toto
42
iex(3)> toto = 1337
1337
iex(4)> ^toto = 1
** (MatchError) no match of right hand side value: 1
    (stdlib) erl_eval.erl:453: :erl_eval.expr/5
    (iex) lib/iex/evaluator.ex:249: IEx.Evaluator.handle_eval/5
    (iex) lib/iex/evaluator.ex:229: IEx.Evaluator.do_eval/3
    (iex) lib/iex/evaluator.ex:207: IEx.Evaluator.eval/3
    (iex) lib/iex/evaluator.ex:94: IEx.Evaluator.loop/1
    (iex) lib/iex/evaluator.ex:24: IEx.Evaluator.init/4
iex(4)> ^toto = 1337
1337
    

Dans les deux derniers tests, le caret avant le nom de la variable indique qu'on ne veut pas que la variable soit redéfinie (chapitre 2 du livre).

Elixir compte sur le pattern matching (chapitre 2 du livre) et sur les fonctions beaucoup plus que sur des structures de contrôle comme le test ou la boucle. Voici la fonction qui calcule la somme des n premiers nombres entiers. Elle fonctionne par récurrence et, dans un langage classique, on l'aurait programmée avec un test « si N vaut zéro, c'est zéro, sinon c'est N plus la somme des N-1 premiers entiers ». Ici, on utilise le pattern matching :

iex(1)> defmodule Test do
...(1)> def sum(0), do: 0
...(1)> def sum(n), do:  n + sum(n-1)
...(1)> end
iex(2)> Test.sum(3)
6
    

(On ne peut définir des functions nommées que dans un module, d'où le defmodule.)

Naturellement, comme dans tout langage fonctionnel, on peut passer des fonctions en paramètres (chapitre 5 du livre). Ici, la traditionnelle fonction map (qui est dans le module standard Enum) prend en paramètre une fonction anonyme qui multiplie par deux :

iex(1)> my_array = [1, 2, 8, 11]   
[1, 2, 8, 11]
iex(2)> Enum.map my_array, fn x -> x*2 end
[2, 4, 16, 22]
    

Cela marche aussi si on met la fonction dans une variable :

iex(3)> my_func = fn x -> x*2 end
#Function<7.91303403/1 in :erl_eval.expr/5>
iex(4)> Enum.map my_array, my_func
[2, 4, 16, 22]
    

Notez qu'Elixir a une syntaxe courante mais moins claire pour les programmeurs et programmeuses venu·e·s d'autres langages, si on veut définir une courte fonction :

iex(5)> Enum.map my_array, &(&1*2)
[2, 4, 16, 22]
    

(Et notez aussi qu'on ne met pas forcément de parenthèses autour des appels de fonction.)

Évidemment, Elixir gère les types de données de base (chapitre 4) comme les entiers, les booléens, les chaînes de caractères… Ces chaînes sont en Unicode, ce qui fait que la longueur n'est en général pas le nombre d'octets :

iex(1)>  string = "Café"
"Café"
iex(2)> byte_size(string)
5
iex(3)> String.length(string)
4
    

Il existe également des structures de données, comme le dictionnaire (ici, le dictionnaire a deux élements, nom et ingrédients, le deuxième ayant pour valeur une liste) :

defmodule Creperie do
  def complète do
    %{nom: "Complète", ingrédients: ["Jambon", "Œufs", "Fromage"]}
  end

À propos de types, la particularité la plus exaspérante d'Elixir (apparemment héritée d'Erlang) est le fait que les listes de nombres sont imprimées comme s'il s'agissait de chaînes de caractères, si ces nombres sont des codes ASCII plus ou moins imprimables :

iex(2)> [78, 79, 78]
'NON'

iex(3)> [78, 79, 178]
[78, 79, 178]

iex(4)> [78, 79, 10]
'NO\n'

iex(5)> [78, 79, 7]
'NO\a'

iex(6)> [78, 79, 6] 
[78, 79, 6]
    

Les explications complètes sur cet agaçant problème figurent dans la documentation des charlists. Pour afficher les listes de nombres normalement, plusieurs solutions :

• Pour l'interpréteur iex, mettre IEx.configure inspect: [charlists: false] dans ~/.iex.exs.
• Pour la fonction IO.inspect, lui ajouter un second argument, charlists: :as_lists.
• Un truc courant est d'ajouter un entier nul à la fin de la liste, [78, 79, 78] ++ [0] sera affiché [78, 79, 78, 0] et pas NON.

À part cette particularité pénible, tout cela est classique dans les langages fonctionnels. Ce livre va nous être plus utile pour aborder un concept central d'Elixir, le parallélisme massif (chapitre 15). Elixir, qui hérite en cela d'Erlang, encourage les programmeuses et les programmeurs à programmer en utilisant un grand nombre d'entités s'exécutant en parallèle, les processus (notons tout de suite qu'un processus Elixir, exécuté par la machine virtuelle sous-jacente, ne correspond pas forcément à un processus du système d'exploitation). Commençons par un exemple trivial, avec une machine à café et un client :

defmodule CoffeeMachine do

  def make(sugar) do
    IO.puts("Coffee done, sugar is #{sugar}")
  end

end

CoffeeMachine.make(true)
spawn(CoffeeMachine, :make, [false])
IO.puts("Main program done")
    

Le premier appel au sous-programme CoffeeMachine.make est classique, exécuté dans le processus principal. Le second appel lance par contre un nouveau processus, qui va exécuter CoffeeMachine.make avec la liste d'arguments [false].

Les deux processus (le programme principal et celui qui fait le café) sont ici séparés, aucun message n'est échangé. Dans un vrai programme, on demande en général un minimum de communication et de synchronisation. Ici, le processus parent envoie un message et le processus fils répond (il s'agit de deux messages séparés, il n'y a pas de canal bidirectionnel en Elixir, mais on peut toujours en bâtir, et c'est ce que font certaines bibliothèques) :

defmodule CoffeeMachine do

  def make(sugar) do
    pid = self() # PID pour Process IDentifier
    IO.puts("Coffee done by #{inspect pid}, sugar #{sugar}")
  end

  def order do
    pid = self()
    receive do
      {sender, msg} ->
     	send sender, {:ok, "Order #{msg} received by #{inspect pid}"}
    end
  end
  
end

pid = spawn(CoffeeMachine, :order, [])
IO.puts("Writing to #{inspect pid}")
send pid, {self(), "Milk"}

receive do
  {:ok, message} -> IO.puts("Received \"#{message}\"") 
  {_, message} -> IO.puts("ERROR #{message}")
after 1000 -> # Timeout after one second
  IO.puts("No response received in time")
end
    

On y notera :

• Que l'identité de l'émetteur n'est pas automatiquement ajoutée, c'est à nous de le faire,
• L'utilisation du pattern matching pour traiter les différentes types de message (avec clause after pour ne pas attendre éternellement),
• Que contrairement à d'autres langages à parallélisme, il n'y a pas de canaux explicites, un processus écrit à un autre processus, il ne passe pas par un canal. Là encore, des bibliothèques de plus haut niveau permettent d'avoir de tels canaux. (C'est le cas avec Phoenix, présenté plus loin.)

spawn crée un processus complètement séparé du processus parent. Mais on peut aussi garder un lien avec le processus créé, avec spawn_link, qui lie le sort du parent à celui du fils (si une exception se produit dans le fils, elle tue aussi le parent) ou spawn_monitor, qui transforme les exceptions ou la terminaison du fils en un message envoyé au parent :

defmodule Multiple do
  
  def newp(p) do
    send p, {self(), "I'm here"}
    IO.puts("Child is over")
    # exit(:boom) # exit() would kill the parent
    # raise "Boom" # An exception would also kill it
  end

end

child = spawn_link(Multiple, :newp, [self()])
    

Et avec spawn_monitor :

defmodule Multiple do
  
  def newp(p) do
    pid = self()
    send p, {pid, "I'm here"}
    IO.puts("Child #{inspect pid} is over")
    # exit(:boom) # Parent receives termination message containing :boom
    # raise "Boom" # Parent receives termination message containing a
                   # tuple, and the runtime displays the exception
  end

end

{child, _} = spawn_monitor(Multiple, :newp, [self()]) 
    

Si on trouve les processus d'Elixir et leurs messages de trop bas niveau, on peut aussi utiliser le module Task, ici un exemple où la tâche et le programme principal ne font pas grand'chose à part dormir :

task = Task.async(fn -> Process.sleep Enum.random(0..2000); IO.puts("Task is over") end)  
Process.sleep Enum.random(0..1000)  
IO.puts("Main program is over")      
IO.inspect(Task.await(task))                                                                        
    

Vous pouvez trouver un exemple plus réaliste, utilisant le parallélisme pour lancer plusieurs requêtes réseau en évitant qu'une lente ne bloque une rapide qui suivrait, dans cet article.

Les processus peuvent également être lancés sur une autre machine du réseau, lorsqu'une machine virtuelle Erlang y tourne (chapitre 16 du livre). C'est souvent présenté par les zélateurs d'Erlang ou d'Elixir comme un bon moyen de programmer une application répartie sur l'Internet. Mais il y a deux sérieux bémols :

• Ça ne marche que si les deux côtés de l'application (sur la machine locale et sur la distante) sont écrits en Elixir ou en Erlang,
• Et, surtout, surtout, la sécurité est très limitée. La seule protection est une série d'octets qui doit être la même sur les deux machines. Comme elle est parfois fabriquée par l'utilisateur (on trouve sur le Web des exemples de programmes Erlang où cette série d'octets est une chaîne de caractères facile à deviner), elle n'est pas une protection bien solide, d'autant plus que la machine virtuelle la transmet en clair sur le réseau. (Chiffrer la communication semble difficile.)

Bref, cette technique de création de programmes répartis est à réserver aux cas où toutes les machines virtuelles tournent dans un environnement très fermé, complètement isolé de l'Internet public. Autrement, si on veut faire de la programmation répartie, il ne faut pas compter sur ce mécanisme.

Passons maintenant à des exemples où on utilise justement le réseau. D'abord, un serveur echo (je me suis inspiré de cet article). Echo est normalisé dans le RFC 862. Comme le programme est un peu plus compliqué que les Hello, world faits jusqu'à présent, on va commencer à utiliser l'outil de compilation d'Elixir, mix (chapitre 13 du livre, il existe un court tutoriel en français sur Mix).

Le plus simple, pour créer un projet qui sera géré avec mix, est :

%  mix new echo
    

Le nouveau projet est créé, on peut l'ajouter à son VCS favori, puis aller dans le répertoire du projet et le tester :

    
%  cd echo
%  mix test

Les tests ne sont pas très intéressants pour l'instant, puisqu'il n'y en a qu'un seul, ajouté automatiquement par Mix. Mais ça prouve que notre environnement de développement marche. Maintenant, on va écrire du vrai code, dans lib/echo.ex (vous pouvez voir le résultat complet).

Les points à noter :

• Le livre de Dave Thomas ne parle pas du tout de programmation réseau, ou des prises réseau,
• J'ai utilisé une bibliothèque Erlang.gen_tcp, puisqu'on peut appeler les bibliothèques Erlang depuis Elixir (rappelez-vous que les deux langages utilisent la même machine virtuelle, Beam.) Les bibliothèques Erlang importées dans Elixir ont leur nom précédé d'un deux-points donc, ici, :gen_tcp.
• Une fois un client accepté avec :gen_tcp.accept, la fonction loop_acceptor lance un processus séparé puis s'appelle elle-même. Comme souvent dans les langages fonctionnels, on utilise la récursion là où, dans beaucoup de langages, on aurait utilisé une boucle. Cette appel récursif ne risque pas de faire déborder la pile, puisque c'est un appel terminal.
• La fonction serve utilise l'opérateur |>, qui sert à emboiter deux fonctions, le résultat de l'une devenant l'argument de l'autre (comme le tube pour le shell Unix.) Et elle s'appelle elle-même, comme loop_acceptor, pour traiter tous les messages envoyés.
• La fonction write_line est définie en utilisant le pattern matching (deux définitions possibles, une pour le cas normal, et une pour le cas où la connexion TCP est fermée.)
• Le code peut sembler peu robuste, plusieurs cas ne sont pas traités (par exemple, que se passe-t-il si :gen_tcp.recv, et donc read_line, renvoie {:error, :reset} ? Aucune définition de write_line ne prévoit ce cas.) Mais cette négligence provient en partie du d'un style de développement courant en Elixir : on ne cherche pas à faire des serveurs qui résistent à tout, ce qui complique le code (la majorité du programme servant à gérer des cas rares). On préfère faire tourner le programme sous le contrôle d'un superviseur (et l'environnement OTP fournit tout ce qu'il faut pour cela, cf. chapitres 18 et 20 dans le livre), qui redémarrera le programme le cas échéant. Au premier atelier Elixir que j'avais suivi, au BreizhCamp, le formateur, Nicolas Savois, m'avait dit que mon code était trop robuste et que je vérifiait trop de choses. Avec Elixir, c'est Let it crash, et le superviseur se chargera du reste. (Dans mon serveur echo, je n'ai pas utilisé de superviseur, mais j'aurais dû.)

Et pour lancer le serveur ? Un programme start-server.exs contient simplement :

import Echo

Echo.accept(7)
    

(7 étant le port standard d'echo) Et on le démarre ainsi :

% sudo mix run start-server.exs
18:54:47.410 [info]  Accepting connections on port 7
...
18:55:10.807 [info]  Serving #Port<0.6>
    

La ligne « Serving #Port » est affichée lorsqu'un client apparait. Ici, on peut tester avec telnet :

% telnet thule echo
Trying 10.168.234.1...
Connected to thule.
Escape character is '^]'.
toto
toto
^]
telnet> quit
Connection closed.
    

Ou bien avec un client echo spécialisé, comme echoping :

% echoping  -v thule
...
Trying to send 256 bytes to internet address 10.168.234.1...
Connected...
TCP Latency: 0.000101 seconds
Sent (256 bytes)...
Application Latency: 0.000281 seconds
256 bytes read from server.
Estimated TCP RTT: 0.0001 seconds (std. deviation 0.000)
Checked
Elapsed time: 0.000516 seconds
   

Et si on veut faire un serveur HTTP, parce que c'est quand même plus utile ? On peut utiliser le même gen_tcp comme dans l'exemple qui figure au début de cet article. Si vous voulez tester, le code est en http-serve.exs, et ça se lance avec :

% elixir server.exs
15:56:29.721 [info]  Accepting connections on port 8080
...
    

On peut alors l'utiliser avec un client comme curl, ou bien un navigateur visitant http://localhost:8080/. Mais ce serveur réalisé en faisant presque tout soi-même est très limité (il ne lit pas le chemin de l'URL, il ne traite qu'une requête à la fois, etc) et, en pratique, la plupart des programmeurs vont s'appuyer sur des cadriciels existants comme Phoenix ou Plug. Par défaut, tous les deux utilisent le serveur HTTP Cowboy, écrit en Erlang (cf. le site Web de l'entreprise qui développe Cowboy, et la documentation.) Pour avoir des exemples concrets, regardez cet article ou bien, avec Plug, celui-ci.

Mix permet également de gérer les dépendances d'une application (les bibliothèques dont on a besoin), via Hex, le système de gestion de paquetages commun à Erlang et Elixir (chapitre 13 du livre). Voyons cela avec une bibliothèque DNS, Elixir DNS. On crée le projet :

 % mix new test_dns
* creating README.md
* creating .formatter.exs
* creating .gitignore
* creating mix.exs
* creating lib
* creating lib/test_dns.ex
* creating test
* creating test/test_helper.exs
* creating test/test_dns_test.exs
...

% mix test
Compiling 1 file (.ex)
Generated test_dns app
..

Finished in 0.04 seconds
1 doctest, 1 test, 0 failures
  

On modifie le fichier mix.exs, créé par Mix, pour y ajouter la bibliothèque qu'on veut, avec son numéro de version minimal :

# Run "mix help deps" to learn about dependencies.
defp deps do
    [
      {:dns, "~> 2.1.2"},
    ]
end
  

Et on peut alors installer les dépendances. (Pour utiliser Hex, sur Debian, il faut installer le paquetage erlang-inets, sinon on obtient (UndefinedFunctionError) function :inets.stop/2 is undefined (module :inets is not available).)

% mix deps.get                       
Could not find Hex, which is needed to build dependency :dns
Shall I install Hex? (if running non-interactively, use "mix local.hex --force") [Yn] y
* creating /home/stephane/.mix/archives/hex-0.20.1
  

Le message Could not find Hex [...] Shall I install Hex n'apparaitra que la première fois. Après :

% mix deps.get
Resolving Hex dependencies...
Dependency resolution completed:
New:
  dns 2.1.2
  socket 0.3.13
* Getting dns (Hex package)
* Getting socket (Hex package)
  

Notez qu'Hex a également installé la dépendance de la dépendance (dns dépend de socket.) On peut maintenant exécuter nos programmes :

% cat example.exs
IO.inspect(DNS.resolve("github.com", :a))
    
% mix run ./example.exs
{:ok, [{140, 82, 118, 4}]}
  

En conclusion, je trouve le livre utile. Il est en effet très pratique, très orienté vers les programmeuses et programmeurs qui veulent avoir du code qui tourne dès les premiers chapitres. Concernant le langage, je réserve mon opinion tant que je n'ai pas écrit de vrais programmes avec.

Qui, d'ailleurs, écrit des vrais programmes avec Elixir ? Parmi les logiciels connus :

• Une mise en œuvre du fédivers, Pleroma.
• L'excellent serveur de suivi des journaux Certificate Transparency (RFC 6962) CertStream (journaux qu'il est indispensable de surveiller automatiquement pour détecter des faux certificats utilisant votre nom).
• Le système Nerves de développement de code embarqué.
• Toujours pour l'IoT, il y a Astarte.
• Le système de communication audio/vidéo Discord (non libre, contrairement aux trois précédents) l'utilise. Ils publient d'intéressants articles sur les questions de passage à l'échelle, comme celui-ci ou bien cet autre, qui mentionne les limites d'Elixir.
• Le système de curation de contenu éducatif Moodle.
• Et le futur système de coordination d'actions Mobilizon sera en Elixir.

Si vous cherchez des ressources supplémentaires sur Elixir, voici quelques idées :

• La bibliothèques standard est documentée en https://hexdocs.pm/elixir/, une adresse à retenir.
• Sur la notion de superviseur, cruciale en Elixir pour écrire des serveurs non-expérimentaux, voir la documentation officielle. (Mais on les utilise typiquement via l'orchestrateur OTP.)
• Pour créer un serveur HTTP supervisé, et avec l'aide de Mix, Cowboy et Plug, voir cet article.
• Une bonne introduction à Plug.
• Pour essayer en pratique un langage de programmation, on utilise souvent l'API CRUD TODO Backend, qui permet de gérer une liste de choses à faire (ajouter une chose à faire, la voir, la modifier, avoir la liste, la détruire). Parmi les innombrables réalisations de cette API qu'on trouve sur leur site, il y en a trois en Elixir, une avec Phoenix, une avec Plug, et une avec un autre cadriciel, Maru.
• Une bonne ressource pour les débutants, le site Elixir School.
• J'avais mentionné l'atelier de Nicolas Savois au BreizhCamp, les documents de cet atelier sont en ligne.

Le Web, ce sont les pages auxquelles on accède depuis son navigateur, avec les textes à lire et les images à regarder. Mais ce sont aussi de nombreuses applications, avec une API, prévues pour être utilisées depuis un programme spécifique, pas depuis le navigateur Web. Ces Web services ont un ou plusieurs URL pour les appeler, et des ressources supplémentaires comme la documentation. Ce nouveau RFC décrit un type de liens hypertextes permettant de trouver l'URL de la documentation d'un service.

Normalement, on peut interagir avec un service Web sans connaitre les détails à l'avance. La négociation de contenu, par exemple (RFC 7231, sections 3.4 et 5.3) permet de choisir dynamiquement le type de données. En combinant les outils de l'architecture Web (URI, HTTP, etc), on peut créer des services plus simples que les anciennes méthodes compliquées, type CORBA. (Le terme de service REST est souvent utilisé pour ces services modernes et simples.) Mais cela ne dispense pas complètement de documentation et de description des services. (La documentation est du texte libre, conçue pour les humains, la description est sous un format structuré, et conçue pour les programmes.) Il faut donc, pour accéder à un service, trouver documentation et description. C'est ce que propose ce RFC, avec de nouveaux types de liens (les types de liens sont décrits dans le RFC 8288).

Notez bien que ce RFC ne dit pas comment doit être écrite la documentation, ou sous quel format structurer la description. Un format de description courant aujourd'hui est OpenAPI, fondé sur JSON. Mais il en existe d'autres comme RAML (fondé sur YAML) ou RSDL, si vous avez des expériences concrètes sur ces langages, ou des opinions sur leurs avantages et inconvénients, je suis intéressé. (Dans le passé, on utilisait parfois WSDL). Ce RFC fournit juste un moyen de trouver ces descriptions. (En prime, il permet également de trouver l'URL d'un service décrivant l'état actuel d'un service, permettant d'informer, par exemple, sur des pannes ou sur des opérations de maintenance.)

Parfois, documentation et description sont fusionnées en un seul ensemble de ressources. Dans ce cas, on n'est pas obligé d'utiliser notre RFC, on peut se contenter du type de lien décrit dans le RFC 5023.

Les quatre nouveaux types de liens (section 4 du RFC) sont :

• service-doc pour indiquer où se trouve la documentation (écrite pour des humains),
• service-desc pour donner accès à la description (conçue pour des programmes),
• service-meta pour l'URI des méta-informations diverses sur le service, comme des informations à caractère juridique (politique « vie privée » du service, par exemple),
• status pour l'état actuel du service.

Ces types sont notés dans le registre IANA des types de liens (section 6 du RFC).

Un exemple dans un document HTML serait, pour indiquer la documentation :

<link rel="service-doc" type="text/html" title="My documentation"
      href="https://api.example.org/documentation.html"/>      

    

Et dans les en-têtes HTTP, ici pour indiquer la description :

Link: <https://api.example.org/v1/description.json> rel="service-desc";
    type="application/json" 

Si vous voulez voir un exemple réel, il y en a un dans le DNS Looking Glass. Les en-têtes HTTP, et le code HTML contiennent un lien vers la documentation.

La section 5 est consacrée à status, qui permet d'indiquer une ressource sur le Web donnant des informations sur l'état du service. On peut voir par exemple la page de Github ou bien celle de CloudFlare. (Évidemment, il est recommandé qu'elle soit hébergée sur une infrastructure différente de celle du service dont elle indique l'état de santé, pour éviter que le même problème DNS, BGP ou autre ne plante le service et son bulletin de santé en même temps. C'est ce que ne fait pas la page de Framasoft, qui utilise le même nom de domaine.) Aucune obligation sur le contenu auquel mène le lien, cela peut être un texte conçu pour un humain ou pour un programme.

Quelques considérations de sécurité pour finir (section 7 du RFC). D'abord, toute documentation peut être utilisée par les gentils utilisateurs, mais aussi par les méchants attaquants. Il peut donc être prudent de ne donner dans la documentation que ce qui est nécessaire à l'utilisation du service. D'autre part, la description (ce qui est en langage formel, analysable par un programme) peut permettre davantage d'automatisation. C'est bien son but, mais cela peut aider les attaquants à automatiser les attaques. Sans même parler d'attaque délibérée, le RFC note aussi que cette automatisation, utilisée par un programme client mal écrit, peut mener à une charge importante du service si, par exemple, le client se met à utiliser sans limitation toutes les options qu'il découvre.

Enfin, tout programmeur et toute programmeuse sait bien que les documentations ne sont pas toujours correctes. (Ou, plus charitablement, qu'elles ne sont pas toujours à jour.) Le programme client ne doit donc pas faire une confiance aveugle à la documentation ou à la description et doit se préparer à des comportements imprévus de la part du service.

À part le DNS Looking Glass, je n'ai pas encore trouvé de service Web qui utilise ces types de liens. Si vous en voyez un, vous me prévenez ?

Certaines personnes trouvent une utilité au réseau centré sur le contenu, où adressage et nommage ne désignent que du contenu, des ressources numériques auxquelles on accède via le réseau. (Cette idée est souvent nommée ICN, pour Information-Centric Networking ou NDN pour Named Data Networking.) Le groupe de recherche ICNRG développe des spécifications pour normaliser certains aspects de ce réseau centré sur le contenu, un projet nommmé CCNx (pour Content Centric Networking). Ce nouveau RFC décrit les concepts de base de CCNx. CCNx est le premier protocole conçu par le groupe ICNRG.

Précisons tout de suite : ce point de vue comme quoi le socle du réseau devrait être l'accès au contenu est très contestable. Il évoque fortement le raccourci de certains journalistes, décideurs, et opérateurs de télécommunication traditionnels comme quoi le seul usage de l'Internet fait par M. Michu serait « accéder à du contenu ». Mais j'ai déjà développé ces critiques dans un autre article il y a huit ans, donc je ne les reprendrai pas ici.

Les acteurs du réseau centré sur le contenu sont notamment :

• Le producteur (producer ou publisher) qui crée du contenu. Il peut avoir une clé qui lui permet de signer ce contenu.
• Le consommateur (consumer) qui veut accéder à du contenu.

(Vous noterez qu'il n'y a pas de pair à pair dans ce réseau, ce qui limite certains usages.)

Le protocole CCnx repose sur deux types de messages : Interest, par lequel on signale qu'on aimerait bien récupérer tel contenu, et Content Object, qui transporte un contenu. En général, la machine de l'utilisateur, du consommateur demandeur, enverra un Interest et, si tout va bien, récupérera en échange un ou plusieurs Content Object. Si tout va mal, on aura à la place un InterestReturn, qui signale un problème. Comment sont désignés les contenus ? Par des noms hiérarchiquement organisés, comme dans les URL d'aujourd'hui (section 3 du RFC). Un nom est donc composé d'une série de segments, et la correspondance entre un nom demandé et une entrée de la table de routage est toujours faite de manière exacte, bit à bit. (Pas d'insensibilité à la casse, pas de recherche floue.) Le nom est opaque. Il n'est donc pas forcément lisible par un humain. Comme les noms sont hiérarchiques, un nom peut être exact (le nom entier) ou être un préfixe (correspondant à plusieurs noms). On dit aussi qu'un nom est complet quand il inclut un condensat du contenu (comme dans les magnets de BitTorrent). Le condensat est expliqué plus en détail dans les sections 5 et 7 du RFC. La syntaxe est décrite dans l'Internet Draft draft-mosko-icnrg-ccnxurischeme, qui met les noms CCNx sous forme d'URI. Par exemple, un nom possible est ccnx:/NAME=foo/APP:0=bar. Il n'y a pas de registre de tels noms pour l'instant. Si on veut trouver des noms, le protocole lui-même ne le permet pas, il faudra bâtir des solutions (par exemple un moteur de recherche) au-dessus de CCNx.

CCNx fonctionne en relayant les messages (aussi bien Interest que Content Object) d'une machine à l'autre. Du fait de ce modèle de relayage systématique, il faut ajouter un troisième acteur au producteur et au consommateur, le relayeur (forwarder), qui est toute machine intermédiaire, un peu comme un routeur sauf que le relayeur fait bien plus de choses qu'un routeur. Par exemple, contrairement au routeur IP, le relayeur a un état. Chaque demande d'objet qui passe est mémorisée par le relayeur (dans une structure de données nommée la PIT, pour Pending Interest Table), qui saura donc où renvoyer la réponse. CCNx est sourceless, contrairement à IP : l'adresse source n'est pas indiquée dans la demande.

La FIB (Forwarding Information Base) est la table de routage de CCNx. Si elle contient une entrée pour le contenu convoité, cette entrée indique où envoyer la requête. Sinon, la requête ne peut aboutir. Notez que ce RFC ne décrit pas le protocole par lequel cette FIB sera construite. Il n'existe pas encore d'OSPF ou de BGP pour CCNx.

Comme le contenu peut être récupéré après un passage par pas mal d'intermédiaires, il est crucial de vérifier son intégrité. CCNx permet plusieurs méthodes, de la signature au HMAC. Ainsi, l'intégrité dans CCNx est une protection des objets (du contenu), pas uniquement du canal comme c'est le cas avec HTTPS. CCNX permet également de signer des listes d'objets (des manifestes), la liste contenant un SHA ou un CRC des objets, ce qui permet d'assurer l'intégrité de ceux-ci.

Ces concepts avaient été décrits dans les RFC 7476 et RFC 7927. Le vocabulaire est expliqué dans le RFC 8793. Maintenant, voyons les détails, sachant que le format précis des messages a été délégué à un autre RFC, le RFC 8609. La section 2 du RFC décrit précisement le protocole.

On a vu que le consommateur commençait l'échange, en envoyant un message de type Interest. Ce message contient le nom de l'objet qui intéresse le consommateur, et éventuellement des restrictions sur le contenu, par exemple qu'on ne veut que des objets signés, et avec tel algorithme, ou bien ayant tel condensat cryptographique de l'objet (le tuple regroupant nom et restrictions se nomme le lien, cf. section 6). Un nombre maximal de sauts restants est indiqué dans le message. Décrémenté par chaque relayeur, il sert à empêcher les boucles (lorsqu'il atteint zéro, le message est jeté). Le producteur, lui, stocke le contenu, indexé par les noms, et signale ces noms sur le réseau pour que les relayeurs peuplent leur FIB (on a vu que le protocole permettant ce signalement n'était pas encore défini, bien que plusieurs propositions existent). Enfin, le relayeur, le troisième type d'acteur, fait suivre les Interest dans un sens (en consultant sa FIB) et les Content Object en sens inverse (en consultant sa PIT).

Le relayeur a également une mémoire (un cache), qui sert notamment à accélérer l'accès au contenu le plus populaire (section 4 du RFC). Il existe des moyens de contrôler l'utilisation de cette mémoire, par exemple deux champs dans un Content Object, la date d'expiration, après laquelle il ne faut plus garder l'objet dans le cache, et la date de fin d'intérêt, après laquelle il n'est sans doute plus utile de garder l'objet (mais on peut quand même si on veut).

La validation des objets, leur vérification, est un composant crucial de CCNx. Elle est spécifiée dans la section 8 du RFC, avec ses trois catégories, la validation utilisant un simple condensat (pas forcément cryptographique), un HMAC ou bien une signature.

On a vu que le troisième type de message de CCNx, après Interest et Content Object, était Interest Return. Il est décrit en détail dans la section 10 de notre RFC. Notez tout de suite qu'il peut ne pas y avoir de réponse du tout, un relayeur n'étant pas forcé d'envoyer un Interest Return s'il ne peut acheminer un Interest. S'il y a un Interest Return, il indique l'erreur, par exemple No Route (aucune entrée dans la FIB pour ce nom), No Resources (le relayeur manque de quelque chose, par exemple de place disque pour son cache), Malformed Interest (un problème dans la demande), Prohibited (le relayeur n'a pas envie de relayer), etc.

Enfin, sur la question cruciale de la sécurité, la section 12 du RFC revient sur quelques points sensibles. Par exemple, j'ai dit plus haut que les objets pouvaient être validés par une signature numérique. Mais où trouve-t-on les clés publiques des producteurs, pour vérifier leur signature ? Eh bien ce point n'est pas actuellement traité. Notez que les relayeurs, eux, ne sont pas obligés de valider et un cache peut donc contenir des données invalides. Les RFC 7927 et RFC 7945 sont des bonnes ressources à lire sur la sécurité des réseaux centrés sur le contenu.

Il existait une version précédente du protocole CCNx, identifiée « 0.x », et décrite dans « Networking Named Content ». Dans 0.x, la correspondance entre le nom demandé dans un Interest et celui obtenu était hiérarchique : le nom demandé pouvait être un préfixe du nom obtenu. La version décrite dans ce RFC, « 1.0 », est plus restrictive ; le nom obtenu doit être exactement le nom demandé. Les fonctions de recherche ne sont pas dans CCNx, elles doivent être dans un protocole de couche supérieure, un Google ou Pirate Bay du réseau CCN. Un exemple d'un tel protocole est décrit dans l'Internet Draft draft-mosko-icnrg-selectors.

Et questions mise en œuvre du protocole CCNx ? Il en existe au moins deux, Community ICN, et CCN-Lite (cette dernière, tournant sur RIOT, visant plutôt l'Internet des objets).

Le format de données binaire CBOR, normalisé dans le RFC 8949, commence à avoir un certain succès. Il lui manquait juste un langage de schéma, permettant de décrire les données acceptables (comme Relax NG ou XML Schema pour XML, ou comme le projet - abandonné - JCR (« JSON Content Rules ») pour JSON). C'est désormais fait dans ce RFC, qui normalise le langage CDDL, « Concise Data Definition Language ».

La section 1 de notre RFC résume le cahier des charges : CDDL doit permettre de décrire sans ambiguïté un fichier CBOR acceptable pour un usage donné, il doit être lisible et rédigeable par un humain, tout en étant analysable par un programme, et doit permettre la validation automatique d'un fichier CBOR. Autrement dit, étant donné une description en CDDL en schema.cddl et un fichier CBOR en data.cbor, il faut qu'on puisse développer un outil validator qui permettra de lancer la commande validator data.cbor schema.cddl et qui dira si le fichier CBOR est conforme au schéma ou pas. (Un tel outil existe effectivement, il est présenté à la fin de cet article.) Comme CBOR utilise un modèle de données très proche de celui de JSON, CDDL peut (même si ce n'est pas son but principal) être utilisé pour décrire des fichiers JSON, ce que détaille l'annexe E du RFC, consacrée à l'utilisation de CDDL avec JSON (il y a quelques subtilités à respecter).

(Attention, il ne faut pas confondre notre CDDL avec la licence ayant le même acronyme.)

La section 2 de notre RFC explique les éléments de base d'un schéma CDDL. On y trouve les classiques nombres, booléens, chaînes de caractères, correspondant aux éléments identiques en CBOR. Pour les structures plus compliquées (tableaux et maps, c'est-à-dire dictionnaires, ce qu'on nomme objets en JSON), CDDL ne fournit qu'un seul mécanisme, le groupe. Un groupe est une liste de doublets {nom, valeur}, le nom pouvant être omis si on décrit un tableau. Avec ce concept de groupe, CDDL permet également de décrire ce que dans d'autres langages, on appelerait struct ou enregistrement.

La liste est encadrée par des parenthèses. Chaque donnée décrite en CDDL a un type, par exemple bool pour un booléen, uint pour un entier non signé ou tstr pour une chaîne de caractères. La définition indique également quel type majeur CBOR (RFC 8949, section 3.1) va être utilisé pour ce type CDDL. uint est évidemment le type majeur 0, bool est le type majeur 7, etc. (D'ailleurs, vous pouvez aussi créer des types en indiquant le type majeur CBOR, ce qui donne une grande liberté, et la possibilité d'influencer la sérialisation.) Une liste des types et valeurs prédéfinies (comme false et true) figure dans l'annexe D de notre RFC.

Voici un groupe à qui on donne le nom pii :

pii = (
       age: uint,
       name: tstr,
       employer: tstr
)
  

Et ici une donnée person est définie avec ce groupe :

person = {
        pii
}    
  

Comme person est défini avec des accolades, ce sera un dictionnaire (map). Le même groupe pii aurait pu être utilisé pour définir un tableau, en mettant entre crochets (et, dans ce cas, les noms seraient ignorés, seule la position compte).

On peut définir une donnée en utilisant un groupe et d'autres informations, ici, person et dog ont les attributs de identity et quelques uns en plus :

person = {
     identity,
     employer: tstr
}

dog = {
     identity,
     leash-length: float
}

identity = (
    age: 0..120, ; Ou "uint" mais, ici, on utilise les intervalles
    name: tstr
)
  

La syntaxe nom: valeur est en fait un cas particulier. La notation la plus générale est clé => valeur. Comme CBOR (contrairement à JSON) permet d'avoir des clés qui ne sont pas des chaînes de caractères, la notation avec le deux-points est là pour ce cas particulier, mais courant, où la clé est une chaîne de caractères. (age: int et "age" => int sont donc équivalents.)

Un autre exemple permet d'illustrer le fait que l'encodage CBOR en tableau ou en dictionnaire va dépendre de la syntaxe utilisée en CDDL (avec en prime les commentaires, précédés d'un point-virgule) :

Geography = [
           city           : tstr,
           gpsCoordinates : GpsCoordinates,
]

GpsCoordinates = {
           longitude      : uint,            ; multiplied by 10^7
           latitude       : uint,            ; multiplied by 10^7
}    
  

Dans le fichier CBOR, GpsCoordinates sera un dictionnaire (map) en raison de l'utilisation des accolades, et Geography sera un tableau (les noms city et gpsCoordinates seront donc ignorés).

Un champ d'un groupe peut être facultatif, en le faisant précéder d'un point d'interrogation, ou bien répété (avec une astérisque ou un plus) :

apartment = {
     kitchen: size,
     + bedroom: size,
     ? bathroom: size
   }  

size = float
  

Dans cet appartement, il y a exactement une cuisine, au moins une chambre et peut-être une salle de bains. Notez que l'outil cddl, présenté plus loin, ne créera pas d'appartements avec plusieurs chambres. C'est parce que CBOR, contrairement à JSON (mais pas à I-JSON, cf. RFC 7493, section 2.3), ne permet pas de clés répétées dans une map. On a ici un exemple du fait que CDDL peut décrire des cas qui ne pourront pas être sérialisés dans un format cible donné.

Revenons aux types. On a également le droit aux énumérations, les valeurs étant séparées par une barre oblique :

attire = "bow tie" / "necktie" / "Internet attire"

protocol = 6 / 17
  

C'est d'ailleurs ainsi qu'est défini le type booléen (c'est prédéfini, vous n'avez pas à taper cela) :

bool = false / true 
  

On peut aussi choisir entre groupes (et pas seulement entre types), avec deux barres obliques.

Et l'élement racine, on le reconnait comment ? C'est simplement le premier défini dans le schéma. À part cette règle, CDDL n'impose pas d'ordre aux définitions. Le RFC préfère partir des structures de plus haut niveau pour les détailler ensuite, mais on peut faire différemment, selon ses goûts personnels.

Pour les gens qui travaillent avec des protocoles réseau, il est souvent nécessaire de pouvoir fixer exactement la représentation des données. CDDL a la notion de contrôle, un contrôle étant une directive donnée à CDDL. Elle commence par un point. Ainsi, le contrôle .size indique la taille que doit prendre la donnée. Par exemple (bstr étant une chaîne d'octets) :

ip4 = bstr .size 4                                                                           
ip6 = bstr .size 16         
    

Un autre contrôle, .bits, permet de placer les bits exactement, ici pour l'en-tête TCP :

tcpflagbytes = bstr .bits flags
                      flags = &(
                        fin: 8,
                        syn: 9,
                        rst: 10,
                        psh: 11,
                        ack: 12,
                        urg: 13,
                        ece: 14,
                        cwr: 15,
                        ns: 0,
) / (4..7) ; data offset bits

    

Les contrôles existants figurent dans un registre IANA, et d'autres pourront y être ajoutés, en échange d'une spécification écrite (cf. RFC 8126).

La section 3 du RFC décrit la syntaxe formelle de CDDL. L'ABNF (RFC 5234) complet est en annexe B. CDDL lui-même ressemble à ABNF, d'ailleurs, avec quelques changements comme l'autorisation du point dans les noms. Une originalité plus fondamentale, documentée dans l'annexe A, est que la grammaire utilise les PEG et pas le formalisme traditionnel des grammaires génératives.

La section 4 de notre RFC couvre les différents usages de CDDL. Il peut être utilisé essentiellement pour les humains, une sorte de documentation formelle de ce que doit contenir un fichier CBOR. Il peut aussi servir pour écrire des logiciels qui vont permettre une édition du fichier CBOR guidée par le schéma (empêchant de mettre des mauvaises valeurs, par exemple, mais je ne connais pas de tels outils, à l'heure actuelle). CDDL peut aussi servir à la validation automatique de fichiers CBOR. (Des exemples sont donnés plus loin, avec l'outil cddl.) Enfin, CDDL pourrait être utilisé pour automatiser une partie de la génération d'outils d'analyse de fichiers CBOR, si ce format continue à se répandre.

Un exemple réaliste d'utilisation de CDDL est donné dans l'annexe H, qui met en œuvre les « reputons » du RFC 7071. Voici le schéma CDDL. Un autre exemple en annexe H est de réécrire des règles de l'ancien projet JCR (cf. Internet draft draft-newton-json-content-rules) en CDDL.

Quels sont les RFC et futurs RFC qui se servent de CDDL ? CDDL est utilisé par le RFC 8007 (son annexe A), le RFC 8152 et le RFC 8428. Il est également utilisé dans des travaux en cours comme le format C-DNS (RFC 8618), sur lequel j'avais eu l'occasion de travailler lors d'un hackathon. Autre travail en cours, le système GRASP (RFC 8990) et dans OSCORE (RFC 8613). En dehors du monde IETF, CDDL est utilisé dans Web Authentication.

Un outil, décrit dans l'annexe F du RFC, a été développé pour générer des fichiers CBOR d'exemple suivant une définition CDDL, et pour vérifier des fichiers CBOR existants. Comme beaucoup d'outils modernes, il faut l'installer en utilisant les logiciels spécifiques d'un langage de programmation, ici Ruby :

% gem install cddl
    

Voici un exemple, pour valider un fichier JSON (il peut évidemment aussi valider du CBOR, rappelez-vous que c'est presque le même modèle de données, et que CDDL peut être utilisé pour les deux) :

% cddl person.cddl validate person.json 
%
    

Ici, c'est bon. Quand le fichier de données ne correspond pas au schéma (ici, le membre foo n'est pas prévu) :

    
% cat person.json
{"age": 1198, "foo": "bar", "name": "tic", "employer": "tac"}

% cddl person.cddl validate person.json 
CDDL validation failure (nil for {"age"=>1198, "foo"=>"bar", "name"=>"tic", "employer"=>"tac"}):
["tac", [:prim, 3], nil]

C'est surtout quand le schéma lui-même a une erreur que les messages d'erreur de l'outil cddl sont particulièrement mauvais. Ici, pour un peu d'espace en trop :

% cddl person.cddl generate
*** Look for syntax problems around the %%% markers:
%%%person = {
       age: int,
       name: tstr,
       employer: tstr,%%%											            }
*** Parse error at 0 upto 69 of 93 (1439).

Et pour générer des fichiers de données d'exemple ?

% cat person.cddl
person = {
       "age" => uint, ; Or 'age: uint'
       name: tstr,
       employer: tstr
       }

% cddl person.cddl generate
{"age": 3413, "name": "tic", "employer": "tac"}
    

Ce format est du JSON mais c'est en fait le profil « diagnostic » de CBOR, décrit dans la section 8 du RFC 8949. (cddl person.cddl json-generate fabriquerait du JSON classique.) On peut avoir du CBOR binaire après une conversion avec les outils d'accompagnement :

% json2cbor.rb person.json > person.cbor
    

CBOR étant un format binaire, on ne peut pas le regarder directement, donc on se sert d'un outil spécialisé (même dépôt que le précédent) :

    
% cbor2pretty.rb person.cbor 
a3                     # map(3)
   63                  # text(3)
      616765           # "age"
   19 0d55             # unsigned(3413)
   64                  # text(4)
      6e616d65         # "name"
   63                  # text(3)
      746963           # "tic"
   68                  # text(8)
      656d706c6f796572 # "employer"
   63                  # text(3)
      746163           # "tac"

Et voilà, tout s'est bien passé, et le fichier CBOR est valide :

%  cddl person.cddl validate person.cbor
% 

Ce très court livre décrit ce qu'est une archive du Web, et les diverses questions que soulève le problème « faut-il conserver tout ce qui a été un jour publié sur le Web et, si oui, comment, notamment compte-tenu de la taille de ces données et de leur rapidité de changement ? ».

Le Web a un peu plus de trente ans et déjà d'innombrables pages Web ont changé voire disparu. Bien des gens seraient intéressés à voir l'état passé du Web : historiens (cf. le précédent livre d'une des auteures, « En construction »), journalistes (qui voudraient par exemple vérifier le texte qu'un politicien a changé après son élection), simples curieux… Mais cela soulève des difficultés techniques et politiques.

Ces difficultés ne sont pas insurmontables : Internet Archive existe et est très utilisé. Ainsi, l'URL http://web.archive.org/web/19970606063341/http://www.nic.fr/ vous permettra de voir à quoi ressemblait le site Web de la future AFNIC en juin 1997 (notez comme l'URL est explicite). Et la BNF fait une récolte de tout le Web français (je sais, ce terme n'est pas facile à définir). Ces deux organisations (et plusieurs autres) gèrent un bot qui va ramasser automatiquement les pages, qui seront ensuite stockées. (C'est le même logiciel pour ces deux services, Heritrix.) Donc, l'archivage du Web existe mais ce n'est pas facile.

D'abord, voyons les difficultés techniques : le Web est gros et grossit en permanence. Il n'existe aucune estimation sérieuse du nombre de pages Web (d'autant plus qu'il n'y a pas de définition claire de ce qu'est une page) mais il ne fait pas de doute que c'est beaucoup. Vouloir stocker tous les états passés de toutes ces pages ne se fait pas avec trois disques durs dans son garage. Mais la principale difficulté technique réside dans la rapidité du changement de ces pages. Certaines pages changent en permanence (la page d'accueil d'un site d'informations, par exemple). Faut-il donc passer toutes les minutes voir cette page ?

Et, ensuite, comment s'assurer que les pages sauvegardées seront encore visibles dans vingt, trente, quarante ans ? Même si on a les données, un site Web en Flash sauvegardé en 2000 sera-t-il encore lisible en 2040 ? Faut-il sauvegarder les données (qu'on ne saura peut-être plus interpréter), ou bien juste une image de la page, rendue par les logiciels existants ?

Un autre problème est celui de la cohérence des pages. Une page Web est constituée de plusieurs élements, par exemple une ressource en HTML, deux en CSS, trois images, et un programme en JavaScript. Toutes ces ressources n'ont pas été récoltées au même moment et peuvent être incohérentes. Les aut·rice·eur·s citent ainsi le cas du site Web du CNRS dont la version « BNF » d'août 2015 montre un bandeau noir lié aux attentats djihadistes de novembre.

Ces difficultés techniques font que l'archivage du Web n'est pas du ressort du bricoleur dans son coin. Il faut de grosses organisations, bien financées, et assurées d'une certaine pérénnité (comme les bibliothèques nationales). Les questions techniques liées à la récolte sont peu mentionnées dans ce livre. Car il y a bien d'autres difficultés, notamment politiques.

D'abord, qui a le droit de récolter ainsi toutes ces pages ? On pourrait se dire qu'elles sont publiques, et qu'il n'y a donc pas de problème. Mais les lois sur la protection des données ne sont pas de cet avis : ce n'est pas parce que quelque chose est public qu'on a le droit de le récolter et de le traiter. Internet Archive considère qu'il est admissible de récolter ces pages publiques, en respectant simplement le robots.txt. La BNF s'appuie sur une obligation légale (le dépôt légal est créé par une loi) et ne suit donc pas ce robots.txt.

La question peut être sensible dans certains cas. Le livre cite l'exemple des sites Web en .ao, récoltés par une organisation portugaise. Bien sûr, ces sites étaient publiquement disponibles et tout le monde pouvait les récolter, mais cela peut être vu ici comme une manifestation de néo-colonialisme tout en sachant que, sans cette récolte de l'ancien colonisateur, rien ne serait récolté.

Ensuite, que peut-on publier de ce qui a été récolté ? Cela soulève des questions liées au droit d'auteur. Pour éviter de froisser les ayant-tous-les-droits, la BNF ne rend pas publique les pages archivées. Internet Archive, par contre, le fait. (Mais l'Internet Archive a déjà retiré des contenus, par exemple sur ordre de la toute-puissante Scientologie.) Le livre détaille pays par pays les solutions adoptées.

Outre les questions légales liées au droit d'auteur, il peut y avoir des questions éthiques. Par exemple, que penseraient les gens qui avaient contribué à GeoCities si leurs pages de l'époque (publiques, rappelons-le) étaient décortiquées aujourd'hui, alors qu'ils ne s'attendaient pas certainement à ce qu'elles fassent un jour l'objet de tant d'attention.

Et il y a de très nombreuses autres questions à étudier lorsqu'on archive le Web. Bref, un excellent livre, trop court pour tous les sujets à couvrir, mais qui vous fera réfléchir sur une question très riche, ayant plein de conséquences.

Ah, et le livre est disponible gratuitement en EPUB et PDF.

Il existe plusieurs techniques pour authentifier les courriers électroniques. Certaines peuvent nécessiter des calculs un peu compliqués et on voudrait souvent les centraliser sur une machine de puissance raisonnable, dotée de tous les logiciels nécessaires. Dans cette hypothèse, le MUA ne recevra qu'une synthèse (« Ce message vient bien de example.com ») et pourra alors prendre une décision, basée sur cette synthèse. C'est le but de l'en-tête Authentication-Results:, normalisé originellement dans le RFC 5451 dix ans plus tôt, auquel ont succédés les RFC 7001 puis RFC 7601, que ce nouveau RFC met légèrement à jour (il y a peu de changements, le principal concernant l'ajout de la gestion du courrier électronique internationalisé, avec davantage d'Unicode).

Avec des techniques d'authentification comme DKIM (RFC 6376) ou SPF (RFC 7208), les calculs à faire pour déterminer si un message est authentique peuvent être complexes (DKIM utilise la cryptographie) et nécessiter la présence de bibliothèques non-standard. Les installer et les maintenir à jour sur chaque machine, surtout en présence d'éventuelles failles de sécurité qu'il faudra boucher en urgence, peut être trop pénible pour l'administrateur système. L'idée de ce RFC est donc de séparer l'opération en deux : l'authentification est faite sur un serveur, typiquement le premier MTA du site (cf. annexe C pour une discussion de ce choix), celui-ci ajoute au message un en-tête indiquant le résultat de ladite authentification et le MUA (ou bien le MDA, voir la section 1.5.4 pour un bon rappel sur ces concepts) peut ensuite, par exemple par un langage de filtrage comme procmail ou Sieve, agir sur la base de ce résultat. L'idée n'est donc pas de montrer la valeur de cet en-tête à M. Michu (voir la section 4.1 pour quelques risques que cela poserait), mais d'en faire une donnée pour un programme. Cet en-tête marche pour tous les protocoles d'authentification et surpasse donc les en-têtes spécifiques comme le Received-SPF: de SPF (section 1 du RFC). Le filtrage des messages non authentifiés n'est pas obligatoire (section 1.4) : agir - ou pas - sur la base de l'en-tête Authentication-Results: est une décision politique locale.

J'ai utilisé le terme de « site » pour désigner un ensemble de machines gérées par la même organisation mais le RFC a un terme plus rigoureux, ADMD (ADministrative Management Domain). La frontière d'un ADMD est la « frontière de confiance » (trust boundary), définie en section 1.2. Un domaine administratif de gestion est un groupe de machines entre lesquelles il existe une relation de confiance, notamment du fait que, à l'intérieur de l'ADMD, l'en-tête Authentication-Results: ne sera pas modifié ou ajouté à tort (section 1.6 : l'en-tête n'est pas protégé, notamment il n'est pas signé). Il existe de nombreuses variantes organisationnelles du concept d'ADMD. Un ADMD inclus typiquement une organisation (ou un département de celle-ci) et d'éventuels sous-traitants. Il a un nom, l'authserv-id, défini en section 2.2. Bien sûr, la décision de faire confiance ou pas à telle entité, telle machine ou tel ADMD est une décision locale, le RFC ne précise pas comment elle est prise.

L'en-tête Authentication-Results: lui-même est formellement défini en section 2. Il appartient à la catégorie des en-têtes de « trace » (RFC 5322, section 3.6.7 et RFC 5321, section 4.4) comme Received: qui doivent être ajoutés en haut des en-têtes et jamais modifiés. La syntaxe de Authentication-Results: est en section 2.2. L'en-tête est composé du authserv-id, le nom de l'ADMD et d'une série de doublets (méthode, résultat), chacun indiquant une méthode d'authentification et le résultat obtenu. L'annexe B fournit une série d'exemples. Elle commence (annexe B.1) par un message sans Authentication-Results: (eh oui, il n'est pas obligatoire). Puis (tiré de l'annexe B.3), une authentification SPF réussie, au sein de l'ADMD example.com, donnera :

        Authentication-Results: example.com;
                  spf=pass smtp.mailfrom=example.net
        Received: from dialup-1-2-3-4.example.net
                      (dialup-1-2-3-4.example.net [192.0.2.200])
                  by mail-router.example.com (8.11.6/8.11.6)
                      with ESMTP id g1G0r1kA003489;
                  Wed, Mar 14 2009 17:19:07 -0800
        From: sender@example.net
        Date: Wed, Mar 14 2009 16:54:30 -0800
        To: receiver@example.com

Rappelez-vous qu'il peut y avoir plusieurs authentifications. Voici un cas (annexe B.4) avec SPF et l'authentification SMTP du RFC 4954 :

        Authentication-Results: example.com;
                  auth=pass (cram-md5) smtp.auth=sender@example.net;
                  spf=pass smtp.mailfrom=example.net
        Received: from dialup-1-2-3-4.example.net (8.11.6/8.11.6)
                      (dialup-1-2-3-4.example.net [192.0.2.200])
                  by mail-router.example.com (8.11.6/8.11.6)
                      with ESMTP id g1G0r1kA003489;
                  Fri, Feb 15 2002 17:19:07 -0800
        Date: Fri, Feb 15 2002 16:54:30 -0800
        To: receiver@example.com
        From: sender@example.net

L'une des authentifications peut réussir et l'autre échouer. Un exemple (annexe B.6) avec deux signatures DKIM, une bonne et une qui était correcte au départ (regardez le premier Authentication-Results:) mais plus à l'arrivée, peut-être parce qu'un gestionnaire de liste de diffusion a modifié le message :

       Authentication-Results: example.com;
              dkim=pass reason="good signature"
                header.i=@mail-router.example.net;
              dkim=fail reason="bad signature"
                header.i=@newyork.example.com
        Received: from mail-router.example.net
                  (mail-router.example.net [192.0.2.250])
              by chicago.example.com (8.11.6/8.11.6)
                  for <recipient@chicago.example.com>
                  with ESMTP id i7PK0sH7021929;
              Fri, Feb 15 2002 17:19:22 -0800
        DKIM-Signature: v=1; a=rsa-sha256; s=furble;
              d=mail-router.example.net; t=1188964198; c=relaxed/simple;
              h=From:Date:To:Message-Id:Subject:Authentication-Results;
              bh=ftA9J6GtX8OpwUECzHnCkRzKw1uk6FNiLfJl5Nmv49E=;
              b=oINEO8hgn/gnunsg ... 9n9ODSNFSDij3=
        Authentication-Results: example.net;
              dkim=pass (good signature) header.i=@newyork.example.com
        Received: from smtp.newyork.example.com
                  (smtp.newyork.example.com [192.0.2.220])
              by mail-router.example.net (8.11.6/8.11.6)
                  with ESMTP id g1G0r1kA003489;
              Fri, Feb 15 2002 17:19:07 -0800
        DKIM-Signature: v=1; a=rsa-sha256; s=gatsby;
              d=newyork.example.com;
              t=1188964191; c=simple/simple;
              h=From:Date:To:Message-Id:Subject;
              bh=sEu28nfs9fuZGD/pSr7ANysbY3jtdaQ3Xv9xPQtS0m7=;
              b=EToRSuvUfQVP3Bkz ... rTB0t0gYnBVCM=
        From: sender@newyork.example.com
        Date: Fri, Feb 15 2002 16:54:30 -0800
        To: meetings@example.net

La liste complète des méthodes figure dans un registre IANA (section 6). De nouvelles méthodes peuvent être enregistrées en utilisant la procédure « Examen par un expert » du RFC 5226. Des méthodes sont parfois abandonnées comme la tentative de Microsoft d'imposer son Sender ID (RFC 4406.)

L'en-tête Authentication-Results: inclut également les valeurs de certaines propriétés (RFC 7410. Ainsi, dans :

Authentication-Results: example.com;
                  auth=pass (cram-md5) smtp.auth=sender@example.net;
                  spf=pass smtp.mailfrom=example.net
    

La propriété smtp.auth (authentification SMTP) a la valeur sender@example.net (l'identité qui a été validée).

La section 2.5 détaille l'authserv-id. C'est un texte qui identifie le domaine, l'ADMD. Il doit donc être unique dans tout l'Internet. En général, c'est un nom de domaine comme laposte.net. (Il est possible d'être plus spécifique et d'indiquer le nom d'une machine particulière mais cette même section du RFC explique pourquoi c'est en général une mauvaise idée : comme les MUA du domaine n'agissent que sur les Authentication-Results: dont ils reconnaissent l'authserv-id, avoir un tel identificateur qui soit lié au nom d'une machine, et qui change donc trop souvent, complique l'administration système.)

La section 2.7 explique les résultats possibles pour les méthodes d'authentification (en rappelant que la liste à jour des méthodes et des résultats est dans le registre IANA). Ainsi, DKIM (section 2.7.1) permet des résultats comme pass (authentification réussie) ou temperror (erreur temporaire au cours de l'authentification, par exemple liée au DNS). Des résultats similaires sont possibles pour SPF (section 2.7.2).

Notons la normalisation d'une méthode traditionnelle d'authentification faible, le test DNS du chemin « adresse IP du serveur -> nom » et retour. Baptisée iprev, cette méthode, bien que bâtie sur la pure superstition (cf. section 7.11) est utilisée couramment. Très injuste (car les arbres des résolutions inverses du DNS, in-addr.arpa et ip6.arpa, ne sont pas sous le contrôle du domaine qui envoie le courrier), cette méthode discrimine les petits FAI, ce qui est sans doute un avantage pour les gros, comme AOL qui l'utilisent. Attention aux implémenteurs : aussi bien la résolution inverse d'adresse IP en nom que la résolution droite de nom en adresse IP peuvent renvoyer plusieurs résultats et il faut donc comparer des ensembles. (Cette méthode qui, contrairement aux autres, n'avait jamais été exposée dans un RFC avant le RFC 5451, est décrite en détail dans la section 3, avec ses sérieuses limites.)

Autre méthode mentionnée, auth (section 2.7.4) qui repose sur l'authentification SMTP du RFC 4954. Si un MTA (ou plutôt MSA) a authentifié un utilisateur, il peut le noter ici.

Une fois le code d'authentification exécuté, où mettre le Authentication-Results: ? La section 4 fournit tous les détails, indiquant notamment que le MTA doit placer l'en-tête en haut du message, ce qui facilite le repérage des Authentication-Results: à qui on peut faire confiance (en examinant les en-têtes Received: ; en l'absence de signature, un Authentication-Results: très ancien, situé au début du trajet, donc en bas des en-têtes, ne signifie pas grand'chose). On se fie a priori aux en-têtes mis par les MTA de l'ADMD, du domaine de confiance. L'ordre est donc important. (La section 7 revient en détail sur les en-têtes Authentication-Results: usurpés.)

Ce n'est pas tout de mettre un Authentication-Results:, encore faut-il l'utiliser. La section 4.1 s'attaque à ce problème. Principe essentiel pour le MUA : ne pas agir sur la base d'un Authentication-Results:, même si ce n'est que pour l'afficher, sans l'avoir validé un minimum. Comme le Authentication-Results: n'est pas signé, n'importe qui a pu en insérer un sur le trajet. Le RFC précise donc que les MUA doivent, par défaut, ne rien faire. Et qu'ils doivent ne regarder les Authentication-Results: qu'après que cela ait été activé par l'administrateur de la machine, qui indiquera quel authserv-id est acceptable.

Naturellement, le MTA d'entrée du domaine devrait supprimer les Authentication-Results: portant son propre authserv-id qu'il trouve dans les messages entrants : ils sont forcément frauduleux (section 5). (Le RFC accepte aussi une solution plus simpliste, qui est de supprimer tous les Authentication-Results: des messages entrants, quel que soit leur authserv-id.)

Arrivé à ce stade de cet article, le lecteur doit normalement se poser bien des questions sur la valeur du Authentication-Results:. Quel poids lui accorder alors que n'importe quel méchant sur le trajet a pu ajouter des Authentication-Results: bidons ? La section 7, consacrée à l'analyse générale de la sécurité, répond à ces inquiétudes. 7.1 détaille le cas des en-têtes usurpés. Les principales lignes de défense ici sont le fait que le MUA ne doit faire confiance aux Authentication-Results: que s'ils portent le authserv-id de son ADMD et le fait que le MTA entrant doit filtrer les Authentication-Results: avec son authserv-id. Comme l'intérieur de l'ADMD, par définition, est sûr, cela garantit en théorie contre les Authentication-Results: usurpés. Le RFC liste néanmoins d'autres méthodes possibles comme le fait de ne faire confiance qu'au premier Authentication-Results: (le plus récent), si on sait que le MTA en ajoute systématiquement un (les éventuels Authentication-Results: usurpés apparaîtront après ; mais certains serveurs les réordonnent, cf. section 7.3). Pour l'instant, il n'y a pas de méthode unique et universelle de vérification du Authentication-Results:, le RFC propose des pistes mais ne tranche pas.

Comme toujours en sécurité, il faut bien faire la différence entre authentification et autorisation. Un spammeur a pu insérer un Authentication-Results: légitime pour son authserv-id. Même authentifié, il ne doit pas être considéré comme une autorisation (section 7.2).

De nombreuses mises en œuvre de ce système existent déjà comme dans MDaemon, sendmail (via sid-milter), Courier, OpenDKIM, etc. Des logiciels comme Zimbra permettent également de le faire :

Authentication-Results: zimbra.afnic.fr (amavisd-new);
	dkim=pass (2048-bit key) header.d=cfeditions.com header.b=hGHP51iK;
	dkim=pass (2048-bit key) header.d=cfeditions.com header.b=go30DQO8
   

Si on veut analyser les en-têtes Authentication-Results: en Python, on a le module authres. Parmi les grosses usines à courrier centralisées, Gmail met systématiquement cet en-tête, par exemple :

Authentication-Results: mx.google.com; spf=pass \
           (google.com: domain of stephane@sources.org designates 217.70.190.232 \
               as permitted sender) smtp.mail=stephane@sources.org

Outre Gmail, à la date de publication du RFC, des services comme Yahoo et Outlook ajoutaient cet en-tête. Évidemment, ces en-têtes ne sont pas toujours corrects. Outlook ne met pas le authserv-id et n'affiche pas l'adresse IP dans les tests SPF :

authentication-results: spf=none (sender IP is )
 smtp.mailfrom=abo@charliehebdo.fr;      
   

Mon serveur de messagerie utilise Postfix et j'y fais des tests SPF, dont le résultat est affiché sous forme d'un en-tête Authentication-Results:. Pour cela, j'ai installé pypolicyd-spf via le paquetage Debian :

%    sudo aptitude install postfix-policyd-spf-python
    

Puis on configure pypolicyd-spf (dans /etc/postfix-policyd-spf-python/policyd-spf.conf, la documentation est dans /usr/share/doc/postfix-policyd-spf-python/policyd-spf.conf.commented.gz). Par défaut, pypolicyd-spf met l'ancien en-tête Received-SPF:. Pour avoir Authentication-Results:, il faut dire :

Header_Type = AR
    

Et ajouter l'authserv-id (le nom de l'ADMD) :

Authserv_Id = mail.bortzmeyer.org
    

Il reste à configurer Postfix, dans master.cf :

# SPF
policyd-spf  unix  -       n       n       -       0       spawn
    user=policyd-spf argv=/usr/bin/policyd-spf
    

Et dans main.cf :

smtpd_recipient_restrictions = [...] check_policy_service unix:private/policyd-spf
    

Postfix va alors mettre ceci dans les messages (ici, un test réussi) :

Authentication-Results: mail.bortzmeyer.org; spf=pass (mailfrom)
        smtp.mailfrom=nic.fr (client-ip=2001:67c:2218:2::4:12; helo=mx4.nic.fr;
        envelope-from=bortzmeyer@nic.fr; receiver=<UNKNOWN>)

    

Les changements depuis le RFC 7601 sont peu nombreux (annexe D pour une liste complète). On y trouve notamment l'ajout du courrier électronique internationalisé (EAI, pour Email Address Internationalization, voir RFC 6530, RFC 6531 et RFC 6532) et quelques petits détails de forme. Et le registre IANA est légèrement modifié, entre autres pour y ajouter deux possibilités DKIM, a (algorithme utilisé) et s (sélecteur).

Ce RFC documente le protocole TOTP, utilisé pour bâtir des systèmes d'authentification à deux facteurs. TOTP est une amélioration du protocole HOTP du RFC 4226, remplaçant le simple compteur par l'heure. Ainsi, il n'est plus nécessaire que les deux machines mémorisent la même séquence.

Mais d'abord, qu'est-ce que l'authentification à deux facteurs ? Imaginons que vous vous connectiez à une interface Web, d'un établissement financier comme Paymium ou PayPal, d'un bureau d'enregistrement de noms de domaines, ou de tout autre service important. La méthode la plus courante d'authentification est le couple {identificateur, mot de passe}. Elle est simple, et facilement expliquable aux utilisat·rice·eur·s. Mais elle pose des problèmes de sécurité : le mot de passe choisi est souvent trop faible, et les utilisat·rice·eur·s le communiquent parfois à des tiers, par exemple suite à une attaque par ingéniérie sociale. On dit traditionnellement qu'il existe trois voies d'authentification : ce qu'on est, ce qu'on a, ou bien ce qu'on sait. La biométrie utilise la première voie, et le mot de passe la troisième. TOTP, décrit dans ce RFC, va permettre d'utiliser la deuxième voie. Mais on n'utilise pas TOTP seul. Le principe de l'authentification à deux facteurs est d'avoir… deux facteurs. Par exemple, sur le Web, le cas le plus courant est un mot de passe classique, plus un code produit par TOTP. Les deux facteurs doivent évidemment être indépendants. Si on se connecte à sa banque depuis son ordiphone et que le générateur TOTP est sur le même ordiphone, il n'y a pas réellement d'indépendance (si le téléphone est volé ou piraté, les deux facteurs peuvent être compromis en même temps). Une solution est d'avoir mot de passe sur l'ordinateur et générateur TOTP sur l'ordiphone, ou bien mot de passe sur l'ordiphone et générateur TOTP sur un dispositif auxiliaire, genre YubiKey.

Pour prendre un exemple récent, lors de l'attaque de 2018 contre de nombreux noms de domaine moyen-orientaux, l'absence d'authentification à deux facteurs avait certainement joué, rendant relativement facile le piratage en masse.

Mais comment fonctionne TOTP ? L'idée de base est qu'on part d'un secret partagé entre les deux parties, le client et le serveur, secret qui n'est pas envoyé pour l'authentification (et donc moins vulnérable qu'un mot de passe). Ce secret sert à générer un code à usage limité dans le temps (donc, si vous l'avez envoyé au pirate par erreur, ce n'est pas forcément grave). Dans l'ancien protocole HOTP (RFC 4226), la génération du code était contrôlée par le nombre de connexions au service (et il fallait donc que les deux parties communicantes gardent trace du nombre de connexions, et soient bien synchrones sur ce point), dans le nouveau protocole TOTP, objet de ce RFC, c'est l'heure qui gouverne le code généré (et les deux parties doivent donc avoir des horloges à peu près correctes).

Voici ce que voit l'utilisateur avec le logiciel andOTP sur Android. On voit la liste des comptes de l'utilisateur (j'ai masqué les identifiants de l'utilisateur, bien qu'ils ne soient pas totalement secrets), et le code courant (je l'ai partiellement masqué mais notez que ce n'est pas nécessaire : ils ne sont utilisables que pendant le bon intervalle).

Un petit rappel sur HOTP : HOTP, normalisé dans le RFC 4226, le code à usage unique était généré en condensant avec SHA-1 la concaténation d'un secret partagé et d'un compteur, chaque partie incrémentant le compteur lors d'une connexion. Il y a donc un risque de désynchronisation si une partie incrémente le compteur alors que l'autre a eu un hoquet et a raté cette incrémentation (RFC 4226, section 7.4).

TOTP, au contraire, utilise un condensat du secret partagé et de l'heure. Il est en effet plus facile d'avoir deux machines ayant une horloge à peu près correcte que d'avoir deux machines restant en accord sur un compteur partagé. (D'autre part, TOTP peut utiliser SHA-2 et plus seulement SHA-1.)

La section 3 du RFC résume quel était le cahier des charges de TOTP : dépendance vis-à-vis de l'heure (plus précisement du temps Unix), avec un intervalle de validité partagé, dépendance vis-à-vis d'un secret partagé entre les deux parties (et avec personne d'autre), secrets qui doivent être bien gardés par les deux parties.

L'algorithme exact (j'ai beaucoup simplifié ici) est en section 4. Un code TOTP est la condensation avec SHA-2 de la concaténation du secret partagé et de l'heure, plus exactement du nombre de secondes depuis l'epoch, divisée par l'intervalle. Ainsi, pour un même couple client/serveur, deux demandes de code très rapprochées donneront le même code, contrairement à HOTP où les codes n'étaient pas réutilisés. Notez que les valeurs de l'epoch et de l'intervalle ne sont pas spécifiées dans le protocole, elle sont communiquées en dehors du protocole. On ne peut donc pas utiliser TOTP seul et espérer que cela va marcher, il faut ajouter des informations. Cela peut se faire via des cadres de référence comme OATH ou bien dans l'URI fabriqué par le serveur (par exemple otpauth://totp/ACME%20Co:john.doe@example.com?secret=HXDMVJECJJWSRB3HWIZR4IFUGFTMXBOZ&issuer=ACME%20Co&period=60 pour mettre un intervalle à soixantes secondes, le format exact de ces URI est documenté par Google.)

La section 5, sur la sécurité, est évidement très détaillée. Elle rappelle par exemple que la transmission du secret initial doit être faite sur un canal sécurisé, par exemple avec TLS. D'autre part, ce secret, cette clé, doit être stockée de manière sûre. Si on utilise un ordiphone pour générer les codes, ce qui est fréquent, il faut tenir compte du fait qu'un ordiphone se perd ou se vole facilement. Il ne doit pas divulguer le secret simplement parce qu'un voleur a l'appareil en main. Le RFC recommande que le secret soit chiffré, et de manière à ce que la possession physique de la machine ne permettre pas de le déchiffrer. (Dans andOTP, la base de données est chiffrée avec un mot de passe choisi par l'utilisateur. À l'usage, il est assez pénible de taper ce mot de passe - forcément long et compliqué - très souvent, mais c'est le prix de la sécurité.)

TOTP repose sur l'heure et non seulement les deux horloges ne sont pas parfaitement synchrones mais en outre les délais de transmission du réseau ajoutent une incertitude. On pourrait mettre un intervalle important (la valeur recommandée est de 30 secondes) pour limiter le risque de rejet d'un code mais, d'une part, cela augmente le risque qu'un code volé puisse être réutilisé (il reste valable pendant tout l'intervalle) et d'autre part on peut jouer de malchance, par exemple si un code est généré juste avant la fin d'un intervalle. Le RFC recommande donc d'accepter les codes de l'intervalle précédent l'intervalle courant.

L'annexe A du RFC contient une mise en œuvre de TOTP en Java (avec au moins une bogue).

Pour envoyer, lors de l'enrôlement initial, le secret partagé qui servira de base au calcul, la méthode la plus courante est que le serveur auprès duquel on s'authentifiera la génère, puis l'affiche sous forme d'un QR-code à lire, ou sous une forme texte. Voilà comment ça se passe chez le bureau d'enregistrement Gandi. On active l'authentification à deux facteurs :

Puis on fait lire à son ordiphone le secret (j'ai masqué QR-code et secret en texte, puisqu'ils doivent rester secrets) : )

Bien d'autres services sur le Web acceptent l'authentification à deux facteurs. C'est le cas entre autres de GitLab (et donc de l'excellent service Framagit) dans la rubrique « Compte », des places de marché Bitcoin comme Kraken (qui le documente très bien) ou Paymium (qui, stupidement, ne le documente que comme imposant l'utilisation de Google Authenticator, ce qui est faux, ça a marché avec andOTP, remarquez, Mastodon commet presque la même faute), des registres comme le RIPE (qui documente également très bien), etc. En revanche, les banques, comme le Crédit mutuel ou la Banque postale, imposent un outil privateur, sous forme d'une application fermée, exigeant trop de permissions, et contenant des pisteurs. (Alors que le but des normes comme TOTP est justement de permettre le libre choix du logiciel. Mais un tel mépris du client est classique chez les banques.)

Côté client, j'ai choisi andOTP sur mon ordiphone mais il y a aussi Aegis, FreeOTP, Google Authenticator, etc. Si vous êtes fana de la ligne de commande, vous pouvez même directement utiliser l'outil oathtool présenté plus loin, comme décrit dans cet article (avec un astucieux script pour analyser les URI otpauth:). Il y a aussi des mises en œuvre privatrices dans du matériel spécialisé comme la YubiKey (à partir de 35 € à l'heure actuelle.)

TOTP est à l'origine issu du projet OATH (ne pas confondre avec OAuth.) Une de leurs initiatives est le développement d'outils logiciels pour faciliter le déploiement de techniques d'authentification fortes. C'est par exemple le cas de l'outil libre oathtool et des autres logiciels du OATH Toolkit. Voici une utilisation sur une Debian (le paramètre à la fin est la clé, le secret partagé) :

% oathtool --totp=sha256 123456789abcde
839425
  

Si on le lance plusieurs fois de suite, il affichera le même code, jusqu'à la fin de l'intervalle en cours :

% oathtool --totp=sha256 123456789abcde
839425
% oathtool --totp=sha256 123456789abcde
839425
% oathtool --totp=sha256 123456789abcde
839425
% oathtool --totp=sha256 123456789abcde
963302
   

Par défaut, oathtool utilise l'horloge courante. On peut lui indiquer une autre heure (cf. sa documentation mais attention à ne pas copier/coller les exemples, ça ne marchera pas, les tirets ayant été remplacés par des caractères typographiquement plus jolis, menant à un « hex decoding of secret key failed » incompréhensible). Essayons avec les vecteurs de test indiqués dans l'annexe B de notre RFC :

 
% oathtool --totp=sha256 --digits=8 3132333435363738393031323334353637383930313233343536373839303132 
62307269

% oathtool --totp=sha256 --digits=8 --now "1970-01-01 00:00:59 UTC"  3132333435363738393031323334353637383930313233343536373839303132
46119246

(Et, oui, les valeurs de la clé secrète indiquées dans le RFC sont fausses.)

Notez aussi que oathtool fait par défaut du HOTP (ici, au démarrage, puis au bout de cinq connexions) :

% oathtool 123456789abcde           
725666

% oathtool --counter=5 123456789abcde
030068
   

Pour configurer un serveur ssh avec TOTP et l'outil de gestion de configuration Salt, vous pouvez utiliser la recette de Feth Arezki.

Si on veut déveloper des services utilisant TOTP, il existe plein d'autres mises en œuvre comme ROTP pour Ruby, onetimepass ou otpauth pour Python, etc. Pour apprendre à utiliser TOTP depuis Python, j'ai apprécié cette transcription de session.

Il ne faut pas croire que l'authentification à deux facteurs est une solution magique. Comme toujours en sécurité, elle vient avec ses propres inconvénients. (Ils sont très bien expliqués dans l'excellent article « Before You Turn On Two-Factor Authentication… ».) Le risque le plus sérieux est probablement le risque de s'« enfermer dehors » : si on perd l'ordiphone ou la clé physique, ou bien s'il tombe en panne, tout est fichu, on ne peut plus se connecter sur aucun des services où on a activé l'authentification à deux facteurs. Une seule solution : les sauvegardes. Avec andOTP, par exemple, on peut exporter la liste des comptes et leurs secrets dans un fichier en clair (ce qui est évidemment déconseillé), chiffré avec AES et le mot de passe d'andOTP, ou bien chiffré avec PGP, la solution la plus pratique. J'ai installé openKeychain sur mon Android, récupéré ma clé PGP et tout marche, les sauvegardes, une fois exportées, sont copiées sur d'autres machines. Si je déchiffre et regarde en quoi consiste la sauvegarde, on y trouve un fichier JSON contenant les informations dont nous avons déjà parlé (la clé secrète), le type d'algorithme, ici TOTP, l'algorithme de condensation, l'intervalle (period), etc :

   {
    "secret": "K...",
    "label": "framagit.org - framagit.org:stephane+frama@bortzmeyer.org",
    "digits": 6,
    "type": "TOTP",
    "algorithm": "SHA1",
    "thumbnail": "Default",
    "last_used": 1559836187528,
    "period": 30,
    "tags": []
  }
  

Si on veut utiliser ces sauvegardes depuis l'outil en ligne de commande présentée plus haut, il faut prendre note de l'algorithme de condensation (ici SHA-1), du nombre de chiffres (ici 6) et de la clé (qui est encodée en base32) :

% oathtool --totp=sha1 --digits 6 --base32 K...
  

Ce nouveau RFC de l'IAB examine les signaux envoyés par un protocole de transport aux couches supérieures. Par exemple, la machine à états de TCP est observable de l'extérieur, on peut déduire son état de l'examen des paquets envoyés. Certains de ces signaux sont explicites, prévus pour être lus par les routeurs, d'autres sont implicites, déduits de certains comportements. Le RFC recommande de compter plutôt sur les signaux explicites, documentés et fiables. Attention, la tendance actuelle est, pour protéger la vie privée et pour limiter les interférences du réseau avec les communications, de limiter les signaux envoyés. Ainsi, QUIC envoie nettement moins de signaux que TCP.

Le principe de bout en bout dit que les éléments du réseau ne devraient pas avoir besoin de ces signaux du tout (RFC 1958). Ils devraient transporter les datagrammes, point. Mais en pratique, des raisons plus ou moins légitimes font que des équipements intermédiaires ont besoin d'accéder à des informations sur le transport. C'est par exemple le cas des routeurs NAT (RFC 3234).

Comme exemple de signaux implicites, on peut citer ceux de TCP (RFC 793). Les messages échangés (SYN, RST, FIN…) sont destinés aux extrémités, pas aux boitiers intermédiaires mais, comme ils sont visibles (sauf utilisation d'IPsec), le réseau peut être tenté de s'en servir comme signaux implicites. C'est ce que fait un pare-feu à état quand il utilise ces messages pour déterminer si la connexion a été demandée depuis l'intérieur (auquel cas elle est souvent autorisée) ou de l'extérieur (auquel cas elle est souvent interdite).

Cette observation des signaux implicites a souvent pour but une action (blocage des connexions entrantes, dans l'exemple ci-dessus, ou bien déni de service en envoyant des faux RST). Il est donc logique que les protocoles cherchent à se protéger en chiffrant la communication. TLS ou SSH ne chiffrent que l'application, et restent donc vulnérables aux attaques visant la couche 4. D'où le développement de protocoles comme QUIC, qui chiffrent l'essentiel de la machinerie de transport.

La section 2 de notre RFC liste les signaux qui peuvent être déduits de l'observation de la couche transport en action :

• Découvrir l'établissement d'une session, et le fait que tel paquet appartienne à telle session (identifiée typiquement par un tuple {adresse IP source, adresse IP destination, protocole de transport, port source, port destination}), font partie des signaux les plus utilisés. (Pensez à l'exemple du pare-feu plus haut, ou bien à celui d'un répartiteur de charge qui veut envoyer tous les paquets d'une même session au même serveur.)
• Vérifier que la section est à double sens (les deux machines peuvent communiquer et le veulent) est également possible, et important. Par exemple, si le pare-feu détecte qu'une machine a initié la session, on peut supposer qu'elle veut recevoir les réponses, ce qui justifie qu'on fasse un trou dans le pare-feu pour laisser passer les paquets de cette session. (Pour le NAT, cf. RFC 7857.)
• Mesurer des caractéristiques quantitatives de la session est aussi possible. L'observation passive de TCP, par exemple, peut indiquer la latence (en mesurant le temps écoulé entre le passage des données et l'accusé de réception correspondant), ou le taux de perte de paquets (en regardant les retransmissions).

On le voit, les signaux implicites sont utilisés (pas forcément pour de bonnes raisons). Si on chiffre la couche transport, comme le fait QUIC, on perd certains de ces signaux. Que faut-il faire ? La section 3 du RFC liste, sans en recommander une particulière, plusieurs possibilités. La première est évidemment de ne rien faire. Si on chiffre, c'est justement pour assurer la confidentialité ! Le transport étant une fonction de bout en bout, les intermédiaires ne sont pas censés regarder son fonctionnement. Cette approche a quand même quelques inconvénients. Par exemple, un routeur NAT ne sait plus quand les connexions commencent et quand elles finissent, il peut donc être nécessaire d'ajouter du trafic « battement de cœur » pour maintenir l'état dans ce routeur.

On peut aussi se dire qu'on va remplacer les signaux implicites de la couche transport par des signaux explicites, conçus précisement pour une utilisation par des boitiers intermédiaires. C'est le cas du connection ID de QUIC, qui permet par exemple aux répartiteurs de charge d'envoyer tous les paquets d'une connexion QUIC donnée au même serveur. Ou du spin bit du même protocole, pour permettre certaines mesures par les intermédiaires (un bit qui a été très controversé dans la discussion à l'IETF). Le RFC note que ces signaux explicites pourraient être transportés par les en-têtes hop-by-hop d'IPv6 (RFC 7045) mais que leur capacité à être déployés sans perturber les équipements intermédiaires ne va pas de soi.

Ces signaux explicites pourraient être placés dans une mince couche intermédiaire entre UDP (qui sert de base à plusieurs protocoles de transport, comme QUIC ou comme SCTP désormais), et cette normalisation d'une couche intermédiaire avait, par exemple, été proposée dans le projet PLUS (Transport-Independent Path Layer State Management).

Après cette étude, quelles recommandations ? La section 4 du RFC recommande évidemment que les nouveaux protocoles fournissent de la confidentialité par défaut (TCP expose trop de choses), ce qui implique le chiffrement systématique. Les signaux implicites font fuiter de l'information et devraient être évités. L'approche de QUIC est donc la bonne. Par contre, comme il peut être utile d'envoyer certaines informations aux différents équipements intermédiaires situés sur le réseau, l'IAB recommande de mettre quelques signaux explicites.

Cela nécessite de suivre les principes suivants :

• Tout ce qui est destiné aux machines terminales doit être chiffré pour empêcher les middleboxes d'y accéder. Par exemple, le message de fin d'une connexion n'a pas à être public (c'est parce qu'il l'est que TCP est vulnérable aux attaques avec des faux RST).
• Les signaux explicites, destinés aux équipements intermédiaires, doivent être protégés. Que le réseau puisse les lire, d'accord, mais il n'y a aucune raison qu'il puisse les modifier.
• Les signaux explicites doivent être séparés des informations et messages destinés aux machines terminales.
• Les machines intermédiaires ne doivent pas ajouter de signaux (le RFC cite le RFC 8164 mais je trouve le RFC 8165 plus pertinent). Les machines terminales ont intérêt à protéger l'intégrité du paquet, pour éviter ces ajouts.

Notez que cette intégrité ne peut être vérifiée que par les machines terminales, les machines du réseau n'ayant pas le matériau cryptographique (les clés) nécessaires.

Reste enfin les questions de sécurité (section 6 du RFC). Le modèle de menace classique sur l'Internet est qu'on ne peut pas faire confiance aux intermédiaires : sur le trajet entre Alice et Bob, il est trop fréquent qu'au moins un des intermédiaires soit bogué, ou simplement malveillant. Tous les signaux envoyés implicitement sont dangereux, car ils peuvent donner de l'information à celui qui est peut-être un attaquant, lui facilitant certaines attaques. D'où l'importance de diminuer ces signaux implicites.

Naturellement, ce n'est pas une solution miracle ; les attaquants vont trouver d'autres méthodes et la lutte entre attaquant et défenseur ne sera donc jamais finie.

Publier des signaux explicites présente aussi des risques ; en voulant donner au réseau des informations qui peuvent lui être utiles, on peut menacer la vie privée. Ceci explique la vigueur des débats à l'IETF au sujet du spin bit de QUIC. Le spin bit n'a pas d'utilité pour les machines terminales, seulement pour les équipements intermédiaires. Ses partisans disaient qu'il était important que ces équipements puissent accéder à des informations sur le RTT. Ses adversaires (qui n'ont pas eu gain de cause complet, le spin bit est optionnel, on n'est pas forcé de l'envoyer) estimaient que faire fuiter volontairement de l'information, même assez inoffensive, ouvrait un risque potentiel.

Enfin, comme les signaux explicites sont déconnectés des messages échangés entre les deux machines qui communiquent, il faut se poser la question de leur authenticité. Un tiers peut les modifier pour tromper les machines suivantes sur le trajet. Les protections cryptographiques ne sont pas utilisables puisqu'il n'y a aucune chance que les équipements intermédiaires disposent des clés leur permettant de vérifier ces protections. Plus drôle, si un opérateur réseau agit sur la base de ces signaux explicites, et, par exemple, favorise certaines sessions au détriment d'autres, on pourrait voir des machines terminales décider de « tricher » en envoyant délibérement de faux signaux. (Ce qui n'est pas possible avec les signaux implicites, qui sont de véritables messages, interprétés par la machine située en face.)

À l'IETF, ou, d'une manière générale, chez les gens qui défendent un réseau neutre, les boitiers intermédiaires, les middleboxes, sont mal vus. Ces boitiers contrarient le modèle de bout en bout et empêchent souvent deux machines consentantes de communiquer comme elles le veulent. Des simples routeurs, OK, qui ne font que transmettre les paquets, mais pas de middleboxes s'arrogeant des fonctions supplémentaires. Au contraire, ce RFC écrit par des employés d'Orange, défend l'idée de middlebox et explique leurs avantages pour un opérateur. Ce n'est pas par hasard qu'il est publié alors que les discussions font toujours rage à l'IETF autour du protocole QUIC, qui obscurcira délibérement une partie de son fonctionnement, pour éviter ces interférences par les middleboxes.

Le terme de middlebox est défini dans le RFC 3234. Au sens littéral, un routeur IP est une middlebox (il est situé entre les deux machines qui communiquent, et tout le trafic passe par lui) mais, en pratique, ce terme est utilisé uniquement pour les boitiers qui assurent des fonctions en plus de la transmission de paquets IP. Ces fonctions sont par exemple le pare-feu, la traduction d'adresses, la surveillance, etc. (Le RFC parle de advanced service functions, ce qui est de la pure publicité.) Ces boitiers intermédiaires sont en général situés là où on peut observer et contrôler tout le trafic donc en général à la connexion d'un réseau local avec l'Internet, par exemple dans la box qu'imposent certains FAI, ou bien, dans les réseaux pour mobiles, là où le GGSN se connecte au PDN (RFC 6459, section 3.1.) Mais, parfois, ces boitiers sont en plein milieu du réseau de l'opérateur.

L'Internet suit normalement un modèle de bout en bout (RFC 1958.) Ce modèle dit que les équipements intermédiaires entre deux machines qui communiquent ne doivent faire que le strict minimum, laissant aux deux machines terminales l'essentiel des fonctions. Cela assure la capacité de changement (il est plus facile de modifier les extrémités que le réseau), ainsi le Web a pu être déployé sans avoir besoin de demander la permission aux opérateurs, contrairement à ce qui se passe dans le monde des télécommunications traditionnelles. Et, politiquement, ce modèle de bout en bout permet la neutralité du réseau. Il n'est donc pas étonnant que les opérateurs de télécommunication traditionnels, dont les PDG ne ratent jamais une occasion de critiquer cette neutralité, n'aiment pas ce modèle. Truffer l'Internet de middleboxes de plus en plus intrusives est une tentative de revenir à un réseau de télécommunications comme avant, où tout était contrôlé par l'opérateur. Comme le RFC 8404, ce RFC est donc très politique.

Et, comme le RFC 8404, cela se manifeste par des affirmations outrageusement publicitaires, comme de prétendre que les opérateurs réseaux sont « les premiers appelés quand il y a un problème applicatif ». Faites l'expérience : si vlc a du mal à afficher une vidéo distante, appelez votre FAI et regardez si vous aurez réellement de l'aide… C'est pourtant ce que prétend ce RFC, qui affirme que l'opérateur veut accéder aux informations applicatives « pour aider ».

Le RFC note aussi que certaines des fonctions assurées par les boitiers intermédiaires ne sont pas réellement du choix de l'opérateur : contraintes légales (« boîtes noires » imposées par l'État) ou bien réalités de l'Internet (manque d'adresses IPv4 - cf. RFC 6269, fonctions liées aux attaques par déni de service, par exemple).

Les middleboxes travaillent parfois avec les informations de la couche 7 (ce qu'on nomme typiquement le DPI) mais le RFC se limite au travail sur les fonctions de la couche 4, une sorte de « DPI léger ».

Voyons maintenant ces utilisations des middleboxes, et commençons par les mesures (section 2 du RFC), activité passive et qui ne modifie pas les paquets, donc n'entre pas forcément en conflit avec le principe de neutralité. Par exemple, mesurer le taux de perte de paquets (RFC 7680) est certainement quelque chose d'intéressant : s'il augmente, il peut indiquer un engorgement quelque part sur le trajet (pas forcément chez l'opérateur qui mesure). Chez l'opérateur, qui ne contrôle pas les machines terminales, on peut mesurer ce taux en observant les réémissions TCP (ce qui indique une perte en aval du point d'observation), les trous dans les numéros de séquence (ce qui indique une perte en amont), ou bien les options SACK (RFC 2018). Cela marche avec TCP, moins bien avec QUIC, où ces informations sont typiquement chiffrées. Comme l'observation des options ECN (RFC 3168), le taux de pertes permet de détecter la congestion.

Et le RTT (RFC 2681) ? Il donne accès à la latence, une information certainement intéressante. L'opérateur peut le mesurer par exemple en regardant le délai avant le passage d'un accusé de réception TCP. Plusieurs autres mesures sont possibles et utiles en étant « au milieu » et le RFC les détaille. Arrêtons-nous un moment sur celles liées à la sécurité : l'observation du réseau peut permettre de détecter certaines attaques, mais le RFC note (et déplore) que l'évolution des protocoles réseau tend à rendre cela plus difficile, puisque les protocoles annoncent de moins en moins d'information au réseau (en terme du RFC 8546, ils réduisent la vue depuis le réseau). Cela se fait par la diminution de l'entropie pour éviter le fingerprinting et par le chiffrement (cf. RFC 8404, qui critiquait déjà le chiffrement de ce point de vue). Évidemment, les utilisateurs diront que c'est fait exprès : on souhaite en effet réduire les possibilités de surveillance. Mais tout le monde n'a pas les mêmes intérêts.

Le RFC parle également des mesures effectuées au niveau applicatif. Ainsi, il note que les opérateurs peuvent tirer des conclusions de l'analyse des temps de réponse DNS.

Il y a bien sûr plein d'autres choses que les boitiers intermédiaires peuvent faire, à part mesurer. La section 3 du RFC les examine, et c'est le gros de ce RFC. L'une des plus connues est la traduction d'adresses. Celle-ci est souvent un grave obstacle sur le chemin des communications, malgré les recommandations (pas toujours suivies) des RFC 4787 et RFC 7857.

Après la traduction d'adresses, la fonction « pare-feu » est sans doute la plus connue des fonctions assurées par les middleboxes. Par définition, elle est intrusive : il s'agit de bloquer des communications jugées non souhaitées, voire dangereuses. La question de fond est évidemment « qui décide de la politique du pare-feu ? » Du point de vue technique, le RFC note qu'il est très fréquent de différencier les communications initiées depuis l'intérieur de celles initiées depuis l'extérieur. Cela nécessite d'observer la totalité du trafic pour détecter, par exemple, quel paquet avait commencé la session.

Les autres fonctions des middleboxes citées par ce RFC sont moins connues. Il y a le « nettoyage » (dDoS scrubbing) qui consiste à classifier les paquets en fonction de s'ils font partie d'une attaque par déni de service ou pas, et de les jeter si c'est le cas (cf. par exemple RFC 8811). Le RFC explique que c'est une action positive, puisque personne (à part l'attaquant) n'a intérêt à ce que le réseau soit ralenti, voire rendu inutilisable, par une telle attaque. Le cas est compliqué, comme souvent en sécurité. Bien sûr, personne ne va défendre l'idée que le principe de neutralité va jusqu'à laisser les attaques se dérouler tranquillement. Mais, d'un autre côté, toutes les classifications (un préalable indispensable au nettoyage) ont des faux positifs, et la sécurité peut donc avoir des conséquences néfastes (le RFC regrette que la protection de la vie privée a pour conséquence qu'il est plus difficile de reconnaitre les « paquets honnêtes »). La vraie question, ici comme ailleurs est « qui va décider ? ».

Autre utilisation, cette fois franchement problématique, l'identification implicite. Il s'agit d'identifier un utilisateur donné sans qu'il ait d'action explicite à faire, par exemple en ajoutant à ses requêtes HTTP un élément d'identification (comme expliqué dans un article fameux) ou bien en jouant avec les options TCP (RFC 7974). Il s'agit là clairement de prise de contrôle par le boitier intermédiaire, qui se permet non seulement de modifier les données pendant qu'elles circulent, mais également prétend gérer l'identification des utilisateurs.

Autre fonction des boitiers intermédiaires, l'amélioration des performances en faisant assurer par ces middleboxes des fonctions qui étaient normalement assurées par les machines terminales, mais où l'opérateur estime qu'il est mieux placé pour le faire. Ces PEP (Performance-Enhancing Proxies) sont notamment courants dans les réseaux pour mobiles (cf. RFC 3135, notamment sa section 2.1.1 ou bien cet exposé). Cette fonction nécessite de pouvoir tripoter les en-têtes TCP.

Bien sûr, comme ce RFC exprime le point de vue des gros intermédiaires, il reprend l'élément de langage courant comme quoi il est nécessaire de prioriser certains types de trafic par rapport à d'autres. On aurait une voie rapide pour certains et des lentes pour les autres. Tout le monde est d'accord que la prioritisation est utile (la vidéo YouTube est moins importante que mon courrier professionnel) mais la question est encore « qui décide de ce qu'on priorise, et donc de ce qu'on ralentit ? » Ici, le RFC dit sans hésiter que c'est aux middleboxes de décider, après examen du trafic. L'exemple donné est amusant « on peut ainsi décider de donner la priorité aux jeux en ligne sur les mises à jour de logiciels ». Les gens de la sécurité, qui essaient toujours d'obtenir que les mises à jour de sécurité soient déployées plus rapidement, apprécieront…

On peut prioriser sans avoir accès à toutes les données (par exemple, en se basant uniquement sur les adresses IP) mais le RFC estime que, sans cet accès à tout, les décisions seront forcément moins efficaces.

Les auteurs du RFC sont manifestement conscients que beaucoup de leurs propositions vont énerver les utilisateurs. Alors, ils tentent de temps en temps d'expliquer que c'est pour leur bien qu'on viole la neutralité du réseau. Ainsi, le RFC cite l'exemple d'un réseau qui ralentirait le téléchargement d'une vidéo, pour épargner à l'abonné l'épuisement de son « forfait » « illimité ». Après tout, la vidéo ne sera peut-être pas regardée en entier, donc il n'est pas nécessaire de la charger tout de suite…

Voilà, nous sommes arrivés au bout de la liste des fonctions assurées par les boitiers intermédiaires (je ne les ai pas toutes citées dans ce court article). Il reste à voir les conséquences de ces fonctions pour la sécurité, et c'est le rôle de la section 5 du RFC. Elle estime d'abord que les fonctions décrites ne violent pas forcément la vie privée (RFC 6973) mais note quand même que même les champs « purement techniques » comme l'en-tête TCP, peuvent poser des risques pour la confidentialité des communications.

Et cette section 5 note aussi que l'information observée dans les en-têtes de couche 4 peuvent rendre certaines attaques plus faciles, par exemple en fabriquant un paquet TCP qui sera accepté par la machine terminale. On peut alors mener une attaque par déni de service en envoyant un faux RST (qui coupe la connexion, une attaque que les opérateurs ont déjà pratiquée.) La solution citée est l'utilisation du RFC 5925, qui protège l'intégrité de la connexion TCP mais pas sa confidentialité…

Ce RFC, tout juste sorti des presses, décrit une extension de TCP nommée ENO, pour Encryption Negotiation Option. Elle permet d'indiquer qu'on souhaite chiffrer la communication avec son partenaire TCP, et de négocier les options. Elle sert au protocole tcpcrypt, décrit, lui, dans le RFC 8548.

Malgré le caractère massif de la surveillance exercée sur les communications Internet, il y a encore des connexions TCP dont le contenu n'est pas chiffré. Cela peut être parce que le protocole applicatif ne fournit pas de moyen (genre une commande STARTTLS) pour indiquer le passage en mode chiffré, ou simplement parce que les applications ne sont plus guère maintenues et que personne n'a envie de faire le travail pour, par exemple, utiliser TLS. Pensons à whois (RFC 3912), par exemple. La nouvelle option ENO va permettre de chiffrer ces protocoles et ces applications, en agissant uniquement dans la couche transport, au niveau TCP.

Le but de cette nouvelle option TCP est de permettre aux deux pairs TCP de se mettre d'accord sur le fait d'utiliser le chiffrement, et quel chiffrement. Ensuite, tcpcrypt (RFC 8548) ou un autre protocole utilisera cet accord pour chiffrer la communication. En cas de désaccord, on se rabattra sur du TCP « normal », en clair.

Le gros de la spécification est dans la section 4 du RFC. ENO est une option TCP (cf. RFC 793, section 3.1). Elle porte le numéro 69 (qui avait déjà été utilisé par des protocoles analogues mais qui étaient restés encore plus expérimentaux) et figure dans le registre des options TCP. (0x454E a été gardé pour des expériences, cf. RFC 6994.) Le fait d'envoyer cette option indique qu'on veut du chiffrement. Chaque possibilité de chiffrement, les TEP (TCP Encryption Protocol) est dans une sous-option de l'option ENO (section 4.1 pour les détails de format). Si la négociation a été un succès, un TEP est choisi. Les TEP sont décrits dans d'autres RFC (par exemple, le RFC 8548, sur tcpcrypt, en décrit quatre). Les TEP sont enregistrés à l'IANA.

À noter que TCP est symétrique : il n'y a pas de « client » ou de « serveur », les deux pairs peuvent entamer la connexion simultanément (BGP, par exemple, utilise beaucoup cette possibilité). ENO, par contre, voit une asymétrie : les deux machines qui communiquent sont nommées A et B et ont des rôles différents.

A priori, c'est A qui enverra un SYN (message de demande d'établissement de connexion). Ce SYN inclura l'option ENO, et ce sera de même pour les trois messages de la triple poignée de mains TCP. La section 6 du RFC donne quelques exemples. Ainsi :

• A > B : SYN avec ENO (X, Y) - TEP X et Y,
• A < B : SYN+ACK avec ENO (Y)
• A > B : ACK avec ENO vide

Cet échange mènera à un chiffrement fait avec le TEP Y, le seul que A et B avaient en commun. Par contre, si B est un vieux TCP qui ne connait pas ENO :

• A > B : SYN avec ENO (X, Y) - TEP X et Y,
• A < B : SYN+ACK sans ENO
• A > B : ACK sans ENO

Ne voyant pas de ENO dans le SYN+ACK, A renonce au chiffrement. La connexion TCP ne sera pas protégée.

Et les TEP (TCP Encryption Protocol), qu'est-ce qu'ils doivent définir ? La section 5 détaille les exigences pour ces protocols. Notamment :

• Ils doivent chiffrer (évidemment) avec un algorithme de chiffrement intègre (cf. RFC 5116),
• définir un session ID, un identificateur de session unique et imprévisible (pour les applications qui souhaiteraient faire leur authentification et la lier à une session particulière),
• ne pas accepter d'algorithmes de chiffrement trop faibles, ou, bien sûr, nuls (cela parait drôle mais certaines protocoles autorisaient explicitement un chiffrement sans effet),
• fournir de la confidentialité persistante.

Si, à ce stade, vous vous posez des questions sur les choix faits par les concepteurs d'ENO, et que vous vous demandez pourquoi diable ont-ils décidé ceci ou cela, il est temps de lire la section 8, qui explique certains choix de conception. D'abord, une décision importante était qu'en cas de problème lors de la négociation, la connexion devait se replier sur du TCP classique, non chiffré, et surtout ne pas échouer. En effet, si un problème de négociation empêchait la connexion de s'établir, personne n'essayerait d'utiliser ENO. Donc, si on n'a pas d'option ENO dans les paquets qu'on reçoit, on n'insiste pas, on repasse en TCP classique. Et ceci, que les options n'aient jamais été mises, ou bien qu'elles aient été retirées par un intermédiaire trop zélé. On trouve de tout dans ces machines intermédiaires, y compris les comportements les plus délirants. Le RFC note ainsi que certains répartiteurs de charge renvoient à l'expéditeur les options TCP inconnues. L'émetteur pourrait alors croire à tort que son correspondant accepte ENO même quand ce n'est pas vrai. Un bit nommé b, mis à 0 par la machine A et à 1 par la machine B, permet de détecter ce problème, et de ne pas tenter de chiffrer avec un correspondant qui ne sait pas faire.

Cette asymétrie (une machine met le bit b à 1 mais pas l'autre) est un peu ennuyeuse, car TCP est normalement symétrique (deux machines peuvent participer à une ouverture simultanée de connexion, cf. RFC 793, section 3.4). Mais aucune meilleure solution n'a été trouvée, d'autant plus qu'une machine ne sait qu'il y a eu ouverture simultanée qu'après avoir envoyé son SYN (et si le message SYN de l'autre machine est perdu, elle ne saura jamais qu'une ouverture simultanée a été tentée).

Les protocoles utilisant ENO, comme tcpcrypt, sont conçus pour fonctionner sans la participation de l'application. Mais si celle-ci le souhaite, elle peut s'informer de l'état de sécurisation de la connexion TCP, par exemple pour débrayer un chiffrement au niveau applicatif, qui n'est plus nécessaire. Le bit a dans l'option ENO sert à cela. Mis à 1 par une application, il sert à informer l'application en face qu'on peut tenir compte du chiffrement, par exemple pour activer des services qui ont besoin d'une connexion sécurisée. (Notez qu'il n'existe pas d'API standard pour lire et modifier le bit a, ce qui limite les possibilités.)

La section 7 de notre RFC explique quelques développements futurs qui pourraient avoir lieu si des améliorations futures à TCP se répandent. Ainsi, si de nouvelles API, plus perfectionnées que celles du RFC 3493, permettent à TCP de connaitre non seulement l'adresse IP de la machine où on veut se connecter mais également son nom, on pourrait imaginer une authentification fondée sur le nom, par exemple avec DANE (RFC 6394). On pourrait aussi imaginer qu'ENO permette de sélectionner et de démarrer TLS même sans que l'application soit au courant.

Dans l'Internet très ossifié d'aujourd'hui, il est difficile de déployer quelque chose de nouveau, comme l'option ENO (d'où le statut expérimental de ce RFC.) On risque toujours de tomber sur un intermédiaire qui se croit autorisé à modifier ou jeter des paquets dont la tête ne lui revient pas. La section 9 du RFC analyse deux risques :

• Le rique de repasser en TCP classique, non chiffré, par exemple si un intermédiaire supprime l'option ENO,
• le risque de ne pas pouvoir se connecter du tout, par exemple si un intermédiaire jette les paquets contenant l'option ENO.

Le premier risque n'est pas trop sérieux, ENO était prévu pour du déploiement incrémental, de toute façon (on ne peut pas espérer que toutes les machines adoptent ENO en même temps.) Le deuxième est plus grave et, s'il s'avère trop commun, il faudra des heuristiques du genre « si pas de réponse en N millisecondes, réessayer sans ENO ».

Outre ces risques, il est toujours possible, lorsqu'on touche à un protocole aussi crucial que TCP, que d'autres choses aillent mal, et il est donc nécessaire d'expérimenter. Il y a aussi des inconnues du genre « les applications vont-elles tirer profit d'ENO ? » (ce qui n'est pas nécessaire mais pourrait être utile).

La section 10 du RFC étudie les questions de sécurité soulevées par ENO. Comme ENO vise à permettre, entre autres, le chiffrement opportuniste (on chiffre si on peut, sinon on passe en clair, et on n'impose pas d'authentification, cf. RFC 7435), il faut être bien conscient des limites de ce modèle. Le chiffrement opportuniste protège bien contre un surveillant purement passif, mais pas contre un attaquant actif qui pourrait, par exemple, supprimer toutes les options ENO des paquets TCP, ou bien se mettre en position de terminaison TCP, avant de relayer vers le vrai destinataire, agissant ainsi en homme du milieu. Il ne faudrait donc pas prétendre à l'utilisateur que sa connexion est sûre.

Une solution est l'authentification, et c'est bien à cela que sert le session ID. Si l'application peut authentifier, elle doit lier cette authentification au session ID, pour être bien sûr qu'un attaquant ne va pas profiter d'une authentification réussie dans une session pour abuser d'une autre. Par exemple, si l'authentification est faite par une méthode analogue à celle du RFC 7616, le session ID peut être ajouté aux éléments qui seront condensés. Et si la méthode d'authentification ressemble à SCRAM (RFC 5802), le session ID peut être utilisé comme channel binding.

ENO n'est pas lié à un algorithme cryptographique particulier, en application du principe d'agilité (RFC 7696). Mais cela implique qu'un algorithme faible peut affaiblir la sécurité de tout le système. Les mises en œuvre d'ENO doivent donc faire attention à ne pas accepter des algorithmes cryprographiques faibles.

Pour les mises en œuvre d'ENO, voir la fin de mon article sur le RFC 8548 ; pour l'instant, ce sont les mêmes que celles de tcpcrypt.

Aujourd'hui, il n'est plus acceptable d'avoir des communications non chiffrées. États, entreprises et délinquants surveillent massivement les réseaux publics et toute communication effectuée en clair peut être espionnée, voire modifiée. Il est donc nécessaire de continuer les efforts pour chiffrer ce qui ne l'est pas encore. Ce RFC décrit un mécanisme expérimental pour TCP, nommé tcpcrypt, permettant de chiffrer les communications sans participation de l'application située au-dessus, sans authentification obligatoire. (Mais le projet semble mal en point donc je ne suis pas optimiste quant à son déploiement.)

La section 2 du RFC est le cahier des charges de « tcpcrypt », ce nouveau mécanisme de protection de TCP :

• Pouvoir être mis en œuvre conjointement à TCP. Cela implique de pouvoir tourner dans le noyau, où on ne peut pas charger des bibliothèques comme OpenSSL. Et certaines piles TCP tournent sur des machines contraintes (Internet des Objets), donc le protocole doit être léger.
• Ne pas trop augmenter la latence lors de la négociation cryptographique.
• Tolérer certains intermédiaires qui se permettent de modifier l'en-tête TCP.
• Ne pas faire de liaison avec l'adresse IP : une session tcpcrypt doit pouvoir reprendre si l'adresse IP a changé.

tcpcrypt est très différent des classiques TLS et SSH. Il est conçu pour ne pas impliquer l'application, qui peut ignorer qu'on chiffre dans les couches inférieures. tcpcrypt est prévu pour être une solution simple, ne nécessitant pas de modifier protocoles ou applications, changeant le moins de chose possible pour être déployable. Il est également intéressant de voir le « non-cahier des charges », ce qui n'est pas obligatoire dans tcpcrypt :

• Aucune authentification n'est faite par tcpcrypt,
• En cas de problème, on se replie sur du TCP non sécurisé.

Ces deux points rendent tcpcrypt vulnérable aux attaquants actifs.

Pendant la longue et douloureuse gestation de ce protocole, TLS avait été envisagé comme alternative. Après tout, pourquoi inventer un nouveau protocole de cryptographie, activité longue et délicate (les failles de sécurité sont vite arrivées) ? Il y avait deux propositions sur la table à l'IETF, le futur tcpcrypt, et une solution fondée sur TLS. C'est pour essayer de faire fonctionner les deux solutions que la négociation des paramètres avait été traitée à part (option ENO, RFC 8547). Mais, depuis, la proposition TLS a été de facto abandonnée, en partie parce que la communauté TLS était occupée par le travail sur la version 1.3.

tcpcrypt s'appuie sur l'option TCP ENO (Encryption Negotiation Option) pour la négociation de l'utilisation du chiffrement. Ce RFC 8548 décrit comment chiffrer, une fois les paramètres négociés.

La section 3 décrit le protocole en détail. Je ne vais pas la reprendre ici (la cryptographie n'est pas mon point fort). On est dans le classique, de toute façon, avec cryptographie asymétrique pour se mettre d'accord sur une clé et cryptographie symétrique pour chiffrer ; tcpcrypt utilise trois types d'algorithmes cryptographiques :

• Un mécanisme de négociation de clé pour, à partir d'une clé publique temporaire, se mettre d'accord sur un secret partagé (qui servira, après traitement, à chiffrer la session),
• une fonction d'extraction pour tirer de ce secret partagé une clé,
• une fonction pseudo-aléatoire pour tirer de cette clé les clés de chiffrement symétrique.

La fonction d'extraction et la fonction pseudo-aléatoire sont celles de HKDF (RFC 5869), elle-même fondée sur HMAC (RFC 2104). Une fois qu'on a la clé, on chiffre avec un algorithme de chiffrement intègre.

Comme vous avez vu, les clés publiques utilisées dans le protocole tcpcrypt sont temporaires, jamais écrites sur disque et renouvellées fréquemment. Ce ne sont pas des clés permanentes, indiquant l'identité de la machine comme c'est le cas pour SSH. tcpcrypt n'authentifie pas la machine en face (la section 8 détaille ce point).

La négociation du protocole, pour que les deux parties qui font du TCP ensemble se mettent d'accord pour chiffrer, est faite avec l'option TCP ENO (Encryption Negotiation Option), décrite dans le RFC 8547. La négociation complète peut nécessiter un aller-retour supplémentaire par rapport à du TCP habituel, ce qui augmente la latence d'établissement de connexion. Un mécanisme de reprise des sessions permet de se passer de négociation, si les deux machines ont déjà communiqué, et gardé l'information nécessaire.

Une fois la négociation terminée, et le chiffrement en route, tcpcrypt génère (de manière imprévisible, par exemple en condensant les paramètres de la session avec un secret) un session ID, qui identifie de manière unique cette session tcpcrypt particulière. Ce session ID est mis à la disposition de l'application via une API, qui reste à définir et l'application peut, si elle le souhaite, ajouter son mécanisme d'authentification et lier une authentification réussie au session ID. Dans ce cas, et dans ce cas seulement, tcpcrypt est protégé contre l'Homme du Milieu.

Notez que seule la charge utile TCP est chiffrée, et donc protégée. L'en-tête TCP ne l'est pas (pour pouvoir passer à travers des boitiers intermédiaires qui tripotent cet en-tête, et tcpcrypt ne protège donc pas contre certaines attaques comme les faux paquets RST (terminaison de connexion, les détails figurent en section 8). Toutefois, certains champs de l'en-tête (mais pas RST) sont inclus dans la partie chiffrée (cf. section 4.2). C'est par exemple le cas de FIN, pour éviter qu'une troncation des données passe inaperçue.

L'option TCP ENO (RFC 8547) crée le concept de TEP (TCP Encryption Protocol). Un TEP est un mécanisme cryptographique particulier choisi par les deux machines qui communiquent. Chaque utilisation de l'option ENO doit spécifier son ou ses TEP. Pour tcpcrypt, c'est fait dans la section 7 de notre RFC, et ces TEP sont placés dans un registre IANA. On y trouve, par exemple, TCPCRYPT_ECDHE_Curve25519 (le seul qui soit obligatoire pour toutes les mises en œuvre de tcpcrypt, cf. RFC 7696) qui veut dire « création des clés avec du Diffie-Hellman sur courbes elliptiques avec la courbe Curve25519 ». Pour le chiffrement lui-même, on a vu qu'il ne fallait utiliser que du chiffrement intègre, et le seul algorithme obligatoire pour tcpcrypt est AEAD_AES_128_GCM (« AES en mode GCM »). Les autres sont également dans un registre IANA.

Le but de tcpcrypt est la sécurité donc la section 8, consacrée à l'analyse de la sécurité du protocole, est très détaillée. D'abord, tcpcrypt hérite des propriétés de sécurité de l'option ENO (RFC 8547). Ainsi, il ne protège pas contre un attaquant actif, qui peut s'insérer dans le réseau, intercepter les paquets, les modifier, etc. Un tel attaquant peut retirer l'option ENO des paquets et il n'y a alors plus grand'chose à faire (à part peut-être épingler la connaissance du fait qu'une machine donnée parlait tcpcrypt la dernière fois qu'on a échangé, et qu'il est bizarre qu'elle ne le fasse plus ?) Si l'application a son propre mécanisme d'autentification, situé au-dessus de tcpcrypt, et qui lie l'authentification au session ID, alors, on est protégé contre les attaques actives. Sinon, seul l'attaquant passif (qui ne fait qu'observer) est bloqué par tcpcrypt. Une analyse plus détaillée figure dans l'article fondateur du projet tcpcrypt, « The case for ubiquitous transport-level encryption », par Bittau, A., Hamburg, M., Handley, M., Mazieres, D., et D. Boneh.. tcpcrypt fait donc du chiffrement opportuniste (RFC 7435).

tcpcrypt ne protège pas la plus grande partie des en-têtes TCP. Donc une attaque active comme l'injection de faux RST (RFC 793, et aussi RFC 5961) reste possible.

Comme la plupart des techniques cryptographiques, tcpcrypt dépend fortement de la qualité du générateur de nombres pseudo-aléatoires utilisé. C'est d'autant plus crucial qu'un des cas d'usage prévus pour tcpcrypt est les objets contraints, disposant de ressources matérielles insuffisantes. Bref, il faut relire le RFC 4086 quand on met en œuvre tcpcrypt. Et ne pas envoyer l'option ENO avant d'être sûr que le générateur a acquis assez d'entropie.

On a dit que tcpcrypt ne protégeait pas les « métadonnées » de la connexion TCP. Ainsi, les keepalives (RFC 1122) ne sont pas cryptographiquement vérifiables. Une solution alternative est le mécanisme de renouvellement des clés de tcpcrypt, décrit dans la section 3.9 de notre RFC.

Ce RFC 8548 est marqué comme « Expérimental ». On n'a en effet que peu de recul sur l'utilisation massive de tcpcrypt. La section 9 liste les points qui vont devoir être surveillés pendant cette phase expérimentale : que deux machines puissent toujours se connecter, même en présence de boitiers intermédiaires bogués et agressifs (tcpcrypt va certainement gêner la DPI, c'est son but, et cela peut offenser certains boitiers noirs), et que l'implémentation dans le noyau ne soulève pas de problèmes insurmontables (comme le chiffrement change la taille des données, le mécanisme de gestion des tampons va devoir s'adapter et, dans le noyau, la gestion de la mémoire n'est pas de la tarte). C'est d'autant plus important qu'il semble qu'après l'intérêt initial, l'élan en faveur de ce nouveau protocole se soit sérieusement refroidi (pas de commit depuis des années dans le dépôt initial).

Et les mises en œuvre de tcpcrypt (et de l'option ENO, qui lui est nécessaire) ? Outre celle de référence citée plus haut, qui est en espace utilisateur, et qui met en œuvre ENO et tcpcrypt, il y a plusieurs projets, donc aucun ne semble prêt pour la production :

• Une mise en œuvre dans le noyau Linux.
• Une autre pour FreeBSD.
• Et encore une autre pour MacOS.
• Une extension Firefox (apparemment ancienne et pas maintenue) pour afficher le session ID.
• Un module Apache, également apparemment abandonné, pour accéder au session ID et le fournir aux programmes tournant sur le serveur (dans la variable d'environnement TCP_CRYPT_SESSID, donc du code PHP, par exemple, peut lire $_SERVER['TCP_CRYPT_SESSID']).

Il y avait un site « officiel » pour le projet, http://tcpcrypt.org/ mais qui semble désormais cassé.

Ce nouveau RFC documente un nouveau plan d'URI, leaptofrogans, qui permettra de construire des URI pour le système Frogans, comme par exemple leaptofrogans:example*test.

Le système Frogans est un système, conçu il y a vingt ans, de publication de contenu sur l'Internet. Il ne semble pas avoir jamais décollé et je suis sceptique quant à ses chances. Mais l'enregistrement d'un plan d'URI (le plan est la première partie d'un URI, avant le deux-points, cf. RFC 3986) ne signifie pas approbation ou encouragement, il indique juste que les formes ont bien été respectées.

Le système Frogans (section 1 du RFC) contient plusieurs composants, un langage de description des « sites Frogans », des adresses Frogans qu'on reconnait à l'astérisque (comme par exemple example*test), un logiciel non-libre, le Frogans Player, un registre des adresses, une organisation qui pilote la technologie, etc.

Pourquoi un nouveau plan d'URI ? (Section 2.) L'idée est de permettre au navigateur, quand il voit un lien du genre <a href="leaptofrogans:example*test">Contenu intéressant</a> de lancer le Frogans Player lorsque ce lien est sélectionné par l'utilisateur.

Le nom un peu long du nouveau plan, leaptofrogans, a été choisi pour éviter des confusions avec les adresses Frogans, qui commencent souvent par frogans avant l'astérisque (section 3 du RFC pour les détails.)

Quelques détails de syntaxe maintenant (section 4). Les adresses Frogans peuvent utiliser tout Unicode. Il faut donc utiliser le nouveau plan leaptofrogans dans des IRI (RFC 3987) ou bien encoder avec les pour-cent. Ainsi, l'adresse Frogans 网络名*站名 sera l'IRI leaptofrogans:网络名*站名 ou bien l'URI leaptofrogans:%E7%BD%91%E7%BB%9C%E5%90%8D*%E7%AB%99%E5%90%8D.

Les procédures du RFC 7595 ayant été suivies, le plan leaptofrogans est désormais dans le registre IANA (enregistrement permanent, un enregistrement temporaire avait été envisagé à un moment).

Un nouvel en-tête HTTP (et un nouveau type de lien) fait son apparition avec ce RFC : Sunset: sert à indiquer la date où la ressource Web cessera probablement d'être servie. Le but est, lorsque le webmestre sait à l'avance qu'il retirera une ressource, de prévenir les utilisateurs.

Normalement, bien sûr, cela ne devrait pas arriver. Les URL doivent être stables. Mais dans certains cas, il peut y avoir une raison légitime de retirer une ressource qui avait été publiée sur le Web. Et, si on le sait à l'avance, c'est plus gentil si on prévient les utilisateurs qui accèdent à cette ressource. Donc, en pratique, ce nouvel en-tête servira peu mais il sera utile dans des cas précis. Par exemple (ce sont les cas cités par le RFC, personnellement, je ne les trouve pas tous pertinents) :

• Certaines ressources sont par nature temporaires. Par exemple, une page correspondant à une commande en cours sur un site Web de commerce en ligne. (À mon avis, il vaudrait mieux qu'elle soit permanente, pour pouvoir accéder à des informations même une fois la commande exécutée.)
• Lorsqu'une migration vers de nouveaux URL est envisagée dans le futur.
• Lorsque la loi ou un réglement quelconque l'exige. Par exemple, le RGPD, comme les lois de protection des données personnelles qui l'ont précédé, exige la suppression de ces données lorsque la raison pour laquelle elles avaient été collectées n'est plus d'actualité. Si on les détruit au bout d'un mois, on peut annoncer cette suppression à l'avance.
• Si la ressource fait partie d'une API, il est possible que l'API soit remplacée par une nouvelle version et que la date de retrait de l'ancienne soit connue à l'avance, permettant d'informer les utilisateurs. (Notez qu'une API comprend en général plusieurs ressources, donc plusieurs URL. L'en-tête Sunset: ne permet pas de traiter ce cas, cf. section 5 du RFC, mais le type de lien sunset permet d'indiquer une page Web documentant l'API et ses changements.)

Pour ces usages, ce RFC introduit (section 3) donc l'en-tête HTTP Sunset: (coucher de soleil). Il contient une seule valeur, la date et l'heure de la suppression, au format HTTP classique de la section 7.1.1.1 du RFC 7231. Par exemple, pour indiquer qu'une ressource disparait à la fin de cette année (celle de parution du RFC) :

Sunset: Tue, 31 Dec 2019 23:59:59 GMT
    

Et c'est tout. L'en-tête ne donne aucune information sur ce qui arrivera après (réponse 404, 410, redirection 3xx vers une autre ressource…) Cet en-tête figure désormais dans le registre IANA des en-têtes.

Notre RFC introduit, en plus de l'en-tête HTTP, un type de lien (cf. RFC 8288), sunset, qui peut être mis dans d'autres contextes que celui des en-têtes HTTP, par exemple dans du HTML (section 6 de notre RFC). Il permet d'indiquer des détails sur la future suppression de la ressource, à la page Web indiquée. Ainsi, en HTML, cela donnerait :

      
<link rel="sunset" href="https://example.org/why-sunset-and-when">

    

Ce type de lien figure dans le registre IANA de ces types.

Le RFC ne précise pas ce que des applications comme les navigateurs doivent faire exactement avec cette information. C'est un choix des auteurs des applications. Ils peuvent choisir, par exemple, d'alerter l'utilisateur. Notez que la date indiquée n'est qu'une indication. Le serveur Web reste libre de garder la ressource plus longtemps, ou au contraire de la supprimer avant.

Quelques logiciels utilisent ou génèrent l'information sur le coucher de soleil :

• Guzzle peut examiner les en-têtes Sunset: dans les réponses,
• Idem pour Faraday,
• Un outil pour les programmeurs Ruby-on-Rails afin d'indiquer la future suppression en utilisant l'en-tête Sunset:.

IPv6 dispose de trois mécanismes principaux pour l'allocation d'une adresse IP à une machine. L'allocation statique, « à la main », le système d'« autoconfiguration » SLAAC du RFC 4862 et DHCP. DHCP pour IPv6 avait été normalisé pour la première fois dans le RFC 3315, que notre RFC met à jour. Le protocole n'a guère changé mais le texte du RFC a été sérieusement revu (DHCP est un protocole compliqué).

DHCP permet à une machine (qui n'est pas forcément un ordinateur) d'obtenir une adresse IP (ainsi que plusieurs autres informations de configuration) à partir d'un serveur DHCP du réseau local. C'est donc une configuration « avec état », du moins dans son mode d'utilisation le plus connu. (Notre RFC documente également un mode sans état.) DHCP nécessite un serveur, par opposition à l'autoconfiguration du RFC 4862 qui ne dépend pas d'un serveur (cette autoconfiguration sans état peut être utilisée à la place de, ou bien en plus de DHCP). Deux utilisations typiques de DHCP sont le SoHo où le routeur ADSL est également serveur DHCP pour les trois PC connectés et le réseau local d'entreprise où deux ou trois machines Unix distribuent adresses IP et informations de configuration à des centaines de machines.

Le principe de base de DHCP (IPv4 ou IPv6) est simple : la nouvelle machine annonce à la cantonade qu'elle cherche une adresse IP, le serveur lui répond, l'adresse est allouée pour une certaine durée, le bail, la machine cliente devra renouveler le bail de temps en temps.

L'administrateur d'un réseau IPv6 se pose souvent la question « DHCP ou SLAAC » ? Notez que les deux peuvent coexister, ne serait-ce que parce que certaines possibilités n'existent que pour un seul des deux protocoles. Ainsi, DHCP seul ne peut indiquer l'adresse du routeur par défaut. Pour le reste, c'est une question de goût.

Le DHCP spécifié par notre RFC ne fonctionne que pour IPv6, les RFC 2131 et RFC 2132 traitant d'IPv4. Les deux protocoles restent donc complètement séparés, le RFC 4477 donnant quelques idées sur leur coexistence. Il a parfois été question de produire une description unique de DHCPv4 et DHCPv6, ajoutant ensuite les spécificités de chacun, mais le projet n'a pas eu de suite (section 1.2 de ce RFC), les deux protocoles étant trop différents. De même, l'idée de permettre l'envoi d'informations spécifiques à IPv4 (par exemple l'adresse IPv4, proposée dans le RFC 3315, section 1) au-dessus de DHCPv6 a été abandonnée (mais voyez quand même le RFC 7341).

DHCP fonctionne par diffusion restreinte. Un client DHCP, c'est-à-dire une machine qui veut obtenir une adresse, diffuse (DHCP fonctionne au-dessus d'UDP, RFC 768, le port source est 546, le port de destination, où le serveur écoute, est 547) sa demande à l'adresse multicast locale au lien ff02::1:2. Le serveur se reconnait et lui répond. S'il n'y a pas de réponse, c'est, comme dans le DNS, c'est au client de réémettre (section 15). L'adresse IP source du client est également une adresse locale au lien.

(Notez qu'une autre adresse de diffusion restreinte est réservée, ff05::1:3 ; elle inclut également tous les serveurs DHCP mais, contrairement à la précédente, elle exclut les relais, qui transmettent les requêtes DHCP d'un réseau local à un autre.)

Le serveur choisit sur quels critères il alloue les adresses IP. Il peut les distribuer de manière statique (une même machine a toujours la même adresse IP) ou bien les prendre dans un pool d'adresses et chaque client aura donc une adresse « dynamique ». Le fichier de configuration du serveur DHCP ISC ci-dessous montre un mélange des deux approches.

Il faut bien noter (et notre RFC le fait dans sa section 22) que DHCP n'offre aucune sécurité. Comme il est conçu pour servir des machines non configurées, sur lesquelles on ne souhaite pas intervenir, authentifier la communication est difficile. Un serveur DHCP pirate, ou, tout simplement, un serveur DHCP accidentellement activé, peuvent donc être très gênants. Les approches de sécurité suggérées dans le RFC 3315 se sont avérées peu pratiques et plusieurs ont été retirées dans notre nouveau RFC.

Outre l'adresse IP, DHCP peut indiquer des options comme les adresses des serveurs DNS à utiliser (RFC 3646).

Notre version IPv6 de DHCP est assez différente de la version IPv4 (et le RFC est plus de trois fois plus long). Par exemple, l'échange « normal » entre client et serveur prend quatre paquets IP (section 5) et non pas deux. (Il y a aussi un échange simplifié à deux paquets, cf. section 5.1.) L'encodage des messages est très différent, et il y a des différences internes comme l'IA (Identity Association) de la section 12. Il y a aussi des différences visibles à l'utilisateur comme le concept de DUID (DHCP Unique IDentifier), section 11, qui remplace les anciens client identifier et server identifier de DHCP v4. Les différences sont telles que le RFC précise que leur intégration avec DHCP pour IPv4 n'est pas envisagée.

À l'heure actuelle, il existe plusieurs mises en œuvre de DHCPv6, Dibbler (client et serveur, mais qui n'est plus maintenu), celle de l'Institut Leibniz à Dresde (serveur seulement), celles de l'ISC, l'ancien DHCP et le nouveau, nommé Kea (dans les deux cas, serveur seulement) et dhcpcd (client seulement). Pour celles et ceux qui utilisent une Freebox comme serveur DHCP, il semble qu'elle ait DHCPv6 depuis 2018 (je n'ai pas testé). Il parait que la Livebox le fait également. Je n'ai pas non plus essayé pour la Turris Omnia mais cela devrait marcher puisqu'elle utilise le serveur odhcpd, qui sait faire du DHCPv6. Et il y a bien sûr des implémentations non-libres dans des équipements comme les Cisco. Notez que ces mises en œuvre de DHCPv6 n'ont pas forcément déjà intégré les modifications de notre RFC 8415.

Voici un exemple d'utilisation de Dibbler, qui nous affiche les quatre messages (Solicit - Advertise - Request - Reply) :

% sudo dibbler-client run 
...
2019.05.02 11:35:15 Client Notice    Unable to open DUID file (client-duid), generating new DUID.
2019.05.02 11:35:15 Client Notice    DUID creation: Generating 14-bytes long link-local+time (duid-llt) DUID.
2019.05.02 11:35:15 Client Info      My DUID is 00:01:00:01:24:5d:76:53:00:1e:8c:76:29:b6.
...
2019.05.02 12:12:38 Client Info      Creating SOLICIT message with 1 IA(s), no TA and 0 PD(s) on eth1/2 interface.
2019.05.02 12:12:38 Client Info      Received ADVERTISE on eth1/2,trans-id=0x614722, 4 opts: 1 2 3 23
2019.05.02 12:12:39 Client Info      Processing msg (SOLICIT,transID=0x614722,opts: 1 3 8 6)
2019.05.02 12:12:39 Client Info      Creating REQUEST. Backup server list contains 1 server(s).
2019.05.02 12:12:39 Client Info      Received REPLY on eth1/2,trans-id=0x634881, 4 opts: 1 2 3 23
2019.05.02 12:12:39 Client Notice    Address fde8:9fa9:1aba:0:fafa::2/128 added to eth1/2 interface.
2019.05.02 12:12:39 Client Notice    Setting up DNS server 2001:db8:2::dead:beef on interface eth1/2.

   

Le serveur en face était un Kea ainsi configuré :

"subnet6": [
        {
           "interface": "eth0", 
           "subnet": "fde8:9fa9:1aba:0::/64",
           "pools": [ { "pool": "fde8:9fa9:1aba:0:fafa::/80" } ],
...

Pour que Kea puisse écouter sur le port DHCP, il a aussi fallu :

%  sudo setcap 'cap_net_bind_service=+ep' /usr/sbin/kea-dhcp6

(Sinon, c'est le Permission denied.) Si vous voulez, le pcap de l'échange est disponible (capture faite avec tcpdump -w /tmp/dhcpv6.pcap udp and port 546 or port 547). tcpdump voit le trafic ainsi :

12:17:44.531859 IP6 fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546 > ff02::1:2.547: dhcp6 solicit
12:17:44.555202 IP6 fe80::d40b:5ff:fee8:a36b.547 > fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546: dhcp6 advertise
12:17:45.559247 IP6 fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546 > ff02::1:2.547: dhcp6 request
12:17:45.567875 IP6 fe80::d40b:5ff:fee8:a36b.547 > fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546: dhcp6 reply
   

On voit bien les quatre messages (Solicit - Advertise - Request - Reply). Avec l'option -vvv, tcpdump est plus bavard et montre qu'il analyse bien DHCPv6 :

12:17:44.531859 IP6 (flowlabel 0x90d05, hlim 1, next-header UDP (17) payload length: 58) fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546 > ff02::1:2.547: [udp sum ok] dhcp6 solicit (xid=aecc66 (client-ID hwaddr/time type 1 time 610104915 001e8c7629b6) (IA_NA IAID:1 T1:4294967295 T2:4294967295) (elapsed-time 0) (option-request DNS-server))
12:17:44.555202 IP6 (flowlabel 0xa6d2a, hlim 64, next-header UDP (17) payload length: 128) fe80::d40b:5ff:fee8:a36b.547 > fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546: [udp sum ok] dhcp6 advertise (xid=aecc66 (client-ID hwaddr/time type 1 time 610104915 001e8c7629b6) (server-ID hwaddr/time type 1 time 610105065 d60b05e8a36b) (IA_NA IAID:1 T1:1000 T2:2000 (IA_ADDR fde8:9fa9:1aba:0:fafa::4 pltime:3000 vltime:4000)) (DNS-server 2001:db8:2::dead:beef 2001:db8:2::cafe:babe))
12:17:45.559247 IP6 (flowlabel 0x90d05, hlim 1, next-header UDP (17) payload length: 104) fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546 > ff02::1:2.547: [udp sum ok] dhcp6 request (xid=dc7ba (client-ID hwaddr/time type 1 time 610104915 001e8c7629b6) (IA_NA IAID:1 T1:4294967295 T2:4294967295 (IA_ADDR fde8:9fa9:1aba:0:fafa::4 pltime:3000 vltime:4000)) (option-request DNS-server) (server-ID hwaddr/time type 1 time 610105065 d60b05e8a36b) (elapsed-time 0))
12:17:45.567875 IP6 (flowlabel 0xa6d2a, hlim 64, next-header UDP (17) payload length: 128) fe80::d40b:5ff:fee8:a36b.547 > fe80::21e:8cff:fe76:29b6.546: [udp sum ok] dhcp6 reply (xid=dc7ba (client-ID hwaddr/time type 1 time 610104915 001e8c7629b6) (server-ID hwaddr/time type 1 time 610105065 d60b05e8a36b) (IA_NA IAID:1 T1:1000 T2:2000 (IA_ADDR fde8:9fa9:1aba:0:fafa::4 pltime:3000 vltime:4000)) (DNS-server 2001:db8:2::dead:beef 2001:db8:2::cafe:babe))
   

Mais si vous préférez tshark, l'analyse de cet échange est également disponible.

Quant au fichier de configuration du traditionnel serveur ISC (celui avant Kea), il ressemble beaucoup à ce qu'il est en v4 :

subnet6 2001:db8:dead:babe::/64 {
     range6      2001:db8:dead:babe::100 2001:db8:dead:babe::FFF; 
     # On peut aussi utiliser préfixe/longueur au lieu d'indiquer les
     # adresses de début et de fin de la plage
}

On doit lancer le serveur avec l'option -6 (le même démon ne peut pas servir le v4 et le v6 en même temps, les deux protocoles étant trop différents) :

# dhcpd -6 -d -f 
Internet Systems Consortium DHCP Server 4.0.0
...
Listening on Socket/eth0/2001:db8:dead:babe::/64
Sending on   Socket/eth0/2001:db8:dead:babe::/64

[Puis arrive une requête]

Solicit message from fe80::219:b9ff:fee4:25f9 port 546, transaction ID 0x4BB14F00
Picking pool address 2001:db8:dead:babe::fbb
Sending Advertise to fe80::219:b9ff:fee4:25f9 port 546
Request message from fe80::219:b9ff:fee4:25f9 port 546, transaction ID 0x46B10900
Sending Reply to fe80::219:b9ff:fee4:25f9 port 546

(Le concept de transaction ID est décrit sections 8 et 16.1.) La requête est émise depuis une adresse lien-local (ici fe80::219:b9ff:fee4:25f9) pas depuis une adresse « tout zéro » comme en IPv4 (section 17 du RFC). Vu avec tcpdump, la requête est :

15:07:43.455918 IP6 fe80::219:b9ff:fee4:25f9.546 > ff02::1:2.547: dhcp6 solicit
15:07:43.456098 IP6 fe80::219:b9ff:fee4:2987.547 > fe80::219:b9ff:fee4:25f9.546: dhcp6 advertise
15:07:44.512946 IP6 fe80::219:b9ff:fee4:25f9.546 > ff02::1:2.547: dhcp6 request
15:07:44.513233 IP6 fe80::219:b9ff:fee4:2987.547 > fe80::219:b9ff:fee4:25f9.546: dhcp6 reply

On note que l'échange a été celui à quatre messages (Solicit - Advertise - Request - Reply), décrit section 5.2 (et la liste des types possibles est en section 7.3). Le serveur n'a pas répondu directement avec un Reply, parce que le client n'a pas inclus l'option Rapid Commit (section 21.14). Cette option n'est pas actuellement gérée par le client DHCP utilisé (l'option dhcp6.rapid-commit existe mais la documentation précise qu'elle est ignorée). Dans l'échange à quatre message,s, le client demande à tous (Solicit), un(s) serveur(s) DHCP répond(ent) (Advertise), le client envoie alors sa requête au serveur choisi (Request), le serveur donne (ou pas) son accord (Reply).

L'échange à deux messages (Solicit- Reply) est, lui, spécifié dans la section 5.1. Il s'utilise si le client n'a pas besoin d'une adresse IP, juste d'autres informations de configuration comme l'adresse du serveur NTP, comme décrit dans le RFC 4075. Même si le client demande une adresse IP, il est possible d'utiliser l'échange à deux messages, via la procédure rapide avec l'option Rapid Commit.

Actuellement, l'attribution d'adresses statiques à une machine, en la reconnaissant, par exemple, à son adresse MAC est plus délicate avec le serveur de l'ISC (merci à Shane Kerr pour son aide). Il faut trouver le client identifier (section 21.2 du RFC, deux méthodes possibles pour le trouver sont expliquées plus loin) et le mettre dans dhcpd.conf :

host lilith {
  host-identifier option dhcp6.client-id 0:1:0:1:47:96:21:f7:0:19:b9:e4:25:f9;
  fixed-address6 2001:db8:dead:babe::2;
}

et cette adresse IP fixe est donnée au client.

Pour trouver le client identifier, une méthode spécifique au client DHCP de l'ISC est de regarder dans le fichier des baux du client (typiquement /var/db/dhclient6.leases) :

...
  option dhcp6.client-id 0:1:0:1:47:96:21:f7:0:19:b9:e4:25:f9;

Il suffit alors de le copier-coller.

Une autre méthode, plus complexe, mais qui marche avec tous les clients DHCP est de lancer tcpdump en mode bavard :

# tcpdump -n -vvv ip6 and udp and port 547
12:24:15.084006 IP6 (hlim 64, next-header UDP (17) payload length: 60) fe80::219:b9ff:fee4:25f9.546 > ff02::1:2.547: dhcp6 solicit (xid=4323ac (client ID hwaddr/time type 1 time 1201021431 0019b9e425f9) (option request DNS DNS name)[|dhcp6ext])