dxdt.ru: занимательный интернет-журнал

Подробное описание того, как работает (на практике) технология ESNI (зашифрованное поле SNI TLS), в текущей draft-версии. В качестве примера я использую тестовый сервер tls13.1d.pw, где ESNI поддерживается (а поддерживающий браузер – это Firefox свежих версий, но ESNI там нужно включить, вместе с DNS-over-HTTPS).

Введение

ESNI требует публикации данных в DNS, а также наличия дополнительного секретного ключа на сервере (это, обычно, другой ключ, а не соответствующий TLS-сертификату). В DNS публикуется запись, содержащая публичный серверный ключ ESNI. Для получения общего секрета – используется протокол Диффи-Хеллмана (см. ниже). Кроме того, в DNS-записи публикуются: интервал валидности ключа (и других параметров) ESNI (начальная и конечная даты); тип используемого симметричного шифра (используется для зашифрования имени сервера); контрольная сумма (часть значения SHA-256); номер версии протокола и ожидаемая длина данных ESNI. DNS-запись ESNI – это только информация о ключе (или ключах – их может быть несколько) и о шифре (шифрах), это публичная информация, она не содержит скрываемого имени сервера.

TLS-сервер, поддерживающий ESNI, должен уметь распознавать расширение ESNI в составе сообщения ClientHello и обрабатывать его, проверяя корректность. Кроме того, сервер должен отправить ответную, серверную запись ESNI. В этой записи содержится копия значения, полученного в зашифрованном виде от клиента. ESNI-ответ сервера так же передаётся в зашифрованном виде.

Логика работы следующая: браузер получает из DNS открытый ключ DH (протокола Диффи-Хеллмана), генерирует сеансовый симметричный ключ, зашифровывает имя сервера и некоторое уникальное значение, которые, вместе со своим открытым ключом DH, передаёт серверу в расширении ESNI ClientHello. (Я описывал этот процесс в отдельной записке.)

Часть DNS

Сейчас в качестве DNS-записи используется запись типа TXT. Возможно, в дальнейшем для ESNI выделят новый тип записи.

Структура записей, размещаемых в DNS, следующая (в нотации языка Go):

type KeyShare struct {
             Group uint16
             Key []byte
 }

type ESNIKeys struct {
            Version uint16
            Checksum [4]byte
            Keys []KeyShare
            Ciphers []uint16
            PaddedLength uint16
            NotBefore uint64
            NotAfter uint64
            Extensions []byte
 }

Данные кодируются в Base64 и публикуются в TXT-записи под именем, содержащим префикс _esni. Для tls13.1d.pw это _esni.tls13.1d.pw. Сейчас для tls13.1d.pw опубликована ESNI-запись с двумя ключами (X25519 и P-384).

Подробные описания полей:

Version

длина: два байта; значение: 0xFF01 (действующая версия, draft).

Checksum

длина: четыре байта; это контрольная сумма – первые четыре байта значения SHA-256 от всех данны структуры ESNI (для вычисления контрольной суммы поле Checksum во входных данных заполняется нулями).

Keys

длина этого поля зависит от криптосистем и их количества; здесь содержится список (массив) структур, в типовом, для TLS, формате: первые два байта содержат общую длину блока данных (в байтах), далее, для каждого элемента списка, указывается тип криптосистемы (идентификатор группы, два байта), длина (два байта) конкретной записи ключа, само значение ключа.

Рассмотрим список ключей для ESNI-записи _esni.tls13.1d.pw (здесь используется два ключа – X25519, P-384):

длина списка: 0x0089;

тип первой криптосистемы (X25519): 0x001D;
длина записи ключа (32 байта): 0x0020;
значение ключа: […] /32 байта, в криптосистеме X25519 – ключи записываются 32-байтовыми последовательностями/;

тип второй криптосистемы (P-384): 0x0018;
длина записи ключа (97 байтов): 0x0061;
значение ключа (97 байтов): 0x04[…] /ключ является точкой на кривой, записываются координаты точки, первый байт обозначает тип представления (04 – несжатое), далее – две координаты по 48 байтов: 48 + 48 +1 = 97; 48 байтов – соответствуют разрядности криптосистемы).

Ciphers

это тоже список, длина зависит от количества поддерживаемых шифров. Для tls13.1d.pw используется один шифр:

длина списка: 0x0002 (два байта – идентификатор шифра);
идентификатор шифра (AES_128_GCM): 0x1301.

PaddedLength

два байта, поле содержит максимальную длину записи списка имён в ESNI, значение, которое поддерживает сервер tls13.1d.pw: 0x0080.

NotBefore, NotAfter

всем привычные таймстемпы по восемь байтов. Интервал валидности записи.

Extensions

расширения ESNI. Они пока не определены спецификацией. Поле является списком, соответственно, пустой список представляется двумя нулевыми байтами (список, имеющий длину нуль): 0x0000.

Часть TLS

Обработка ESNI TLS-сервером, который действует на tls13.1d.pw, проводится при получении ClientHello. Это сообщение содержит список расширений, для каждого расширения указывается тип (подробнее про то, как работает TLS можно почитать в техническом описании протокола). Тип расширения ESNI – 0xFFCE (это Draft-версия!). Внутренняя логика обработки: расширения передаются в виде списка TLS-структур, длина списка задаётся первыми байтами, далее идут типы расширений и соответствующие им поля данных, каждое поле начинается байтами, содержащими длину.

Например, вот тип, описывающий клиентское расширение ESNI (представление внутри сервера):

type TLS_ESNI struct{
         Cipher uint16
         Group uint16
         KeyShare []byte
         Digest []byte
         Data []byte
 }

Клиент передаёт в ESNI идентификатор шифра (Cipher), тип криптосистемы (Group) и свой ключ DH (KeyShare), а также контрольную сумму (Digest) и, собственно, полезные данные (Data) – nonce и зашифрованное имя сервера. Значение nonce (16 байтов) – это то самое значение, которое сервер должен передать в ответном ESNI-расширении.

При разборе полей KeyShare, Digest, Data – используется обычный для TLS подход: первые два байта интерпретируются как длина записи, далее, в зависимости от типа, аналогичным способом разбираются поля данных.

Конкретно в моём тестовом сервере обнаружение и обработка ESNI устроены так: на первом шаге читаются поступившие TLS-записи, делается попытка разобрать их по TLS-сообщениями и построить список таких сообщений, если попытка удалась, то в списке выполняется поиск ClientHello; если удалось найти ClientHello, то для него вызывается парсер, который разбирает сообщение, выделяя “голову” и список расширений (здесь речь про все расширения, не только про ESNI); на втором шаге – делается попытка в списке расширений ClientHello найти расширения, необходимые для сессии TLS 1.3 (SupportedVersions и др.), это позволяет распознать нужную версию протокола; если минимальный набор расширений найден, то делается попытка обнаружить расширение ESNI. И, соответственно, если расширение обнаружено, то оно передаётся парсеру ESNI, который разбирает его по полям. Далее, используя секретный ключ для ESNI, сервер, выполняя алгоритм DH, вычисляет симметричный ключ и пытается расшифровать данные (поле Data). Если расшифрование завершилось успешно, то заполняется структура с данными из ESNI и генерируется ответное серверное расширение. (Отмечу, что это логика работы, подходящая именно для тестового сервера.)

Если возникли какие-либо ошибки в обработке ESNI, то, в действующей версии сервера, TLS-соединение завершается (с ошибкой уровня TLS). Здесь для ESNI получилось исключение, потому что многие другие ошибки и несоответствия сервер специально игнорирует, чтобы показать на странице результатов сведения об этих ошибках; наиболее существенный пример – это значение Finished клиента: некорректное значение, вообще говоря, является фатальной ошибкой, но тестовый сервер его игнорирует, выводя, впрочем, пометку (воспроизвести эту ситуацию довольно сложно – потребуется специальная утилита на стороне клиента). В дальнейшем я планирую сделать такую же мягкую обработку ошибок и для ESNI. Как минимум, наличие дефектного расширения ESNI не должно считаться фатальным.

Успешно расшифрованное имя из ESNI используется сервером, собственно, оно просто позже выводится на страницу результатов. Расшифрованное значение nonce – сервер записывает в ответное ESNI-сообщение. На этом обработка ESNI заканчивается. Если же расширение ESNI не обнаружено, то сервер продолжает обрабатывать соединение по обычной схеме. Все сообщения можно посмотреть на веб-странице, которую выводит сервер.

Да, кстати, из недавно добавленных улучшений на tls13.1d.pw: сейчас там выводятся симметричный ключ и вектор инициализации ESNI.

Ракета, стартующая на далёкой планете.

Речь про Интернет. Скрытые сервисы, это замаскированные сервисы, которые “внешне” неотличимы от каких-то “обычных” сервисов, но выполняют другую функцию. Своего рода стеганография на уровне установления соединения. Хороший пример – прокси-сервер, имитирующий обычный веб-узел, доступный по HTTPS. Для обнаружения скрытого сервиса нужно знать секретный ключ. Например, для веб-узла, который является прокси, логика такая: клиент, установив соединение, передаёт специальный запрос, где указывает особое значение (для его генерации нужен секретный ключ); сервер проверяет полученное значение и, если оно соответствует коду доступа, подтверждает, что здесь есть скрытый сервис. Дальше клиент уже обращается к скрытому сервису по другому протоколу. Если же передано неверное значение, то сервер просто возвращает обычный код ошибки HTTP.

Внешний сканер, которому не известен подходящий секрет, не может отличить обычный веб-узел от веб-узла со скрытым сервисом, так как даже если сканер пытается передать некоторую имитацию запроса к скрытому сервису, в ответ он получит лишь сообщение об ошибке – одинаковое и для узла со скрытым сервисом, и для обычного веб-узла. Прикрытием, в случае HTTPS, может служить любой сайт, например, какой-нибудь тематический сайт, сайт-справочник и так далее. HTTPS удобен потому, что это один из самых распространённых протоколов, кроме того, он использует TLS, а это позволяет прозрачно провести аутентификацию узла. Есть черновик RFC, в котором описан именно этот подход.

Сходную схему можно построить и на уровне TLS (но, опять же, применительно к веб-узлу). Например, так (ниже – копия моего текста, который я некоторое время назад публиковал в Facebook).

Используем TLS, поверх которого работает HTTPS на некотором сервере: то есть, это 443/tcp и всё должно выглядеть как веб-сервер для внешнего сканера. Для упрощения, считаем, что у нас TLS 1.3, вообще, это не так важно, но 1.3 подходит лучше.

В TLS, при установлении соединения, передаются специальные сообщения. В них есть разные поля, мы будем использовать те, которые предназначены для отправки (псевдо)случайных данных – клиентская пара: ClientRandom и SessionID, серверная – ServerRandom и SessionID (значение не изменяется). Оба поля, в общем случае, содержат 32 байта данных (там есть всякие ограничения, но мы будем считать, что их нет). Цель – получить наложенный протокол, который активируется внутри TLS-трафика и только при наличии некоторых ключей, а в прочих случаях – неотличим от HTTPS/TLS. Механизм следующий.

Конфигурация: сервер, реализующий веб-узел – показывает произвольный сайт, например, трансляции новостей; клиент, планирующий использовать скрытый сервис (прокси), подключается к серверу по 443/tcp через TLS.

Клиент знает определённые ключи: общий с сервером симметричный ключ Ck (пусть, 256 бит; это ключ только для конкретного клиента – на сервере ведётся реестр ключей по клиентам, см. ниже), публичный асимметричный ключ сервера Pk (может отличаться от ключа, используемого сервером в TLS; считаем, что это та или иная криптосистема на эллиптической кривой, поэтому ключ тоже 256-битный, в совсем уж технические детали я постараюсь не вдаваться). На первом этапе клиент должен передать серверу свой идентификатор (некоторое число), который позволит серверу найти на своей стороне соответствующий секретный симметричный ключ (копию Ck).

Клиент, устанавливая TLS-соединение, использует серверный ключ Pk (он должен быть известен заранее – это важно) для получения общего секрета протокола Диффи-Хеллмана (DH), вычисленную открытую часть DH клиент отправляет в поле ClientRandom, а на основе полученного секрета – генерирует сеансовый симметричный ключ (Tk) и зашифровывает свой идентификатор, который, в зашифрованном виде, записывает в поле SessionID.

Получив TLS-сообщение, сервер вычисляет секрет DH (из ClientRandom), на его основе получает симметричный ключ и расшифровывает идентификатор из SessionID. На данном этапе сервер просто запоминает полученные значения: так как возможны атаки с повтором, сервер продолжает обработку TLS-соединения, запомнив полученные ключи и идентификатор. Очевидно, что это могут быть и не ключи вовсе. В ответном TLS-сообщении – сервер отправляет свою часть DH (от другого ключа) в ServerRandom (SessionID сервер использовать не может, потому что, согласно спецификации TLS, должен передать в ответ то же значение, которое получил от клиента).

К этому моменту, клиент уже может перейти на защищённый обмен сообщениями на уровне TLS (согласно спецификации). Клиент аутентифицирует сервер средствами TLS. Если аутентификация прошла успешно, то клиент переходит к следующему шагу получения доступа к скрытому сервису (если нет, то клиент просто закрывает TLS-сессию). На основе ответа сервера, клиент вычисляет вторую итерацию DH (это DH для скрытого сервиса) – получает второй общий секрет DH_2, используя ServerRandom, и второй открытый параметр DH_s, который нужно передать серверу (см. ниже). Итак, клиент, на настоящий момент, аутентифицировал сервер и получил следующие (дополнительные) криптографические параметры: общий секрет DH_2, сеансовый симметричный ключ Tk, общий с сервером симметричный ключ Ck. На основе этих значений, используя ту или иную хеш-функцию (например, SHA-256), клиент генерирует секретный тег (256-битное значение). Клиент соединяет это значение с параметром DH_s и записывает в начало полезной нагрузки первого TLS-сообщения, это, условно говоря, magic number. Полезная нагрузка передаётся в зашифрованном виде, поэтому третья сторона тег (magic number) – не видит.

Сервер, получив TLS-сообщение, расшифровывает его штатным образом, интерпретирует начальные данные как тег, выделяет DH_s, вычисляет общий секрет DH_2, генерирует ключи (секретный ключ Ck, соответствующий клиенту, сервер определил ранее – теперь этот ключ пригодился), вычисляет значение хеш-функции и сравнивает результат с тегом. Если значения совпали, то сервер считает, что осуществляется доступ к скрытому сервису и начинает проксировать полезные данные TLS в сторону этого сервиса (там уже есть своя аутентификация и пр.) Если тег не совпал, то сервер вспоминает, что он является веб-сервером с HTTPS и отвечает обычной (подходящей) HTTP-ошибкой, так как подставной тег выглядит как неверный HTTP-запрос.

Посмотрим, что видит третья сторона, пассивно просматривающая трафик: третья сторона видит, что установлено TLS-соединение на 443/tcp (HTTPS) и узлы обмениваются информацией по TLS, внутрь заглянуть нельзя, так что проксируемый трафик не виден. Так как, при правильно выбранной криптосистеме, значения ClientRandom, ServerRandom и SessionID вычислительно неотличимы от случайных (но при этом реально являются параметрами DH и зашифрованным идентификатором), то никаких подозрений, сами по себе, вызвать не могут.

Что видит активная третья сторона, проводящая сканирование узлов? Такой сканер не знает клиентских ключей, поэтому, даже попытка имитировать доступ к скрытому сервису, путём записи произвольных значений в поля TLS-заголовков и в данные сессии – будет приводить к ошибке HTTP (либо к ошибке TLS). Понятно, что обычное HTTPS-сканирование показывает, что там какой-то веб-сайт. Таким образом, узел, реализующий скрытый сервис, неотличим от обычного веб-узла с HTTPS. Более того, если сканеру известна часть ключей, например, открытый ключ сервера Pk, то сканер всё равно не сможет сгенерировать корректный тег, так как должен для этого знать ещё и валидный клиентский ключ. До момента появления корректного тега сервер ведёт себя в точности как HTTPS-узел, поэтому, опять же, не отличается от обычного сайта.

Активный сканер, выступающий в качестве подменного узла-сервера, в надежде, что к нему подключатся клиенты, не проходит аутентификацию средствами TLS, поэтому клиент, в общем случае, никак себя не выдаёт и никакие ключи не показывает.

Конечно, если сканеру известны все ключи, то он обнаруживает скрытый сервис, это понятно. Однако на стороне сервера может быть, во-первых, реализована ротация клиентских ключей; во-вторых, можно ещё подумать над дополнением в виде “доказательства работы” – когда клиент, для успешного соединения, должен провести тот или иной перебор, затратив вычислительную мощность: дело в том, что подлинный клиент подключается к скрытому прокси редко, а потом некоторое время использует установленную сессию; а вот сканеру нужно будет тратить немалые ресурсы на проверку произвольных узлов.

Пара статей, которые вышли некоторое время назад.

В “Открытых системах” опубликована моя статья про фильтрацию и блокировки в Интернете. В основном, с точки зрения использования метаинформации для обеспечения избирательности фильтров, применительно к DNS и Вебу (здесь рассматривается HTTPS), но и про возможное развитие в разрезе маршрутизации трафика тоже немного порассуждал, в разделе “Перспективы и фантастика”.
Ссылка: “За час до закрытия Интернета“.

На ресурсе D-Russia.ru – моя статья о зависимостях веб-сайтов от “внешних” библиотек. Речь про различные jQuery и т.п., которые загружаются с централизованных сервисов, являющихся внешними относительно сайта-источника. Такие зависимости очень распространены, но про них забывают (и пользователи, и администраторы веб-сайтов).
Ссылка: “Централизованный Интернет“.

По адресу http://hold-my-beer.xyz/ (да, он несколько странный, но правильный) – я разместил веб-интерфейс экспериментального сервиса, который пытается определить, поддерживает ли ваш DNS-резолвер валидацию DNSSEC. Довольно давно я уже сделал сервис, проверяющий поддержку DNSSEC при помощи браузера. Отличие нового эксперимента в том, что здесь проверка происходит также и на серверной стороне, а в браузер передаются адреса резолверов – как они видны на авторитативных серверах. То есть, методика измерения совсем другая, более полная, так как позволяет собирать статистику. Но, повторюсь, это пока эксперимент.

Для проверки – достаточно зайти браузером по ссылке. Там есть и визуальный “флаг”, который покажет, поддерживается ли валидация DNSSEC (вверху страницы, зелёный/красный). Сразу оговорю технический момент, связанный с сервисом резолвера Google Public DNS (8.8.8.8): этот сервис заявлен как валидирующий, но в случае данного теста – браузер покажет, что поддержки DNSSEC нет. И это действительно так. Причина в том, что для теста используются имена (DNS-зоны) четвёртого уровня и ниже, и здесь сервис Google почему-то не проводит валидацию (возможно, так задумано, возможно – это ошибка: нужно будет написать в Google). При использовании, например, Cloudflare (1.1.1.1) – всё работает нормально, как ожидается.

http://hold-my-beer.xyz/

(Это временный сервис, точнее – демонстратор технологии.)

Открытый сервис DNS-резолвинга 1.1.1.1 от Cloudflare, оказывается, реализует QNAME Minimization – это метод, снижающий утечку через DNS информации о посещаемых узлах, я описывал его несколько лет назад.

Интересно, что у 1.1.1.1 сейчас реализованы все инструменты защиты DNS: DNS-over-TLS, валидация DNSSEC (более строгая, чем у Google Public DNS), QNAME Minimization. В случае с последней технологией, использование TLS, само по себе, не закрывает утечку, так как без “минимизации” – информация о полном имени уходит на все авторитативные серверы, присутствующие в цепочке.

Реализовал шифр “Кузнечик” на ассемблере, входящем в комплект компилятора языка Go. Ассемблерный вариант довольно простой и работает в 128-битных регистрах архитектуры amd64, это даёт большой прирост производительности.

“Кузнечик” из ГОСТ Р 34.12-2015 – это современный российский блочный симметричный шифр. Несколько лет назад я реализовал его на языке Go. Вариант на языке высокого уровня – не слишком быстро работает, поэтому я переписал шифр на ассемблере, для архитектуры x64/amd64. Использовал ассемблер (точнее – псевдоассемблер), встроенный в Go.

Новый вариант называется GOSThopper и использует 128-битную арифметику, доступную на современных процессорах с архитектурой x64 (далее я буду называть её amd64, именно такое обозначение использует компилятор Go). Основная идея оптимизации такая: написать быструю реализацию обработки блока в “длинных” регистрах процессора – шифр как раз использует 128-битный блок, так что разрядность хорошо подходит. В системе команд процессоров amd64 (точнее, в некотором расширении системы команд, но это детали, так как сейчас данное расширение доступно практически везде) – есть нужный набор “атомарных” инструментов: быстрая загрузка данных из памяти, XOR, сдвиги и произвольный доступ к байтам.

Тут необходимо напомнить, как операции шифра “Кузнечик” оптимизируются чисто алгебраически. Структура шифра такова, что все его преобразования можно предвычислить для значений отдельных байтов и хранить в довольно больших (64K) таблицах (если говорить строго, то это матрицы коэффициентов, но здесь я буду называть их просто таблицами). Аналогичная оптимизация известна для всех AES-подобных шифров.

После того, как таблицы подготовлены и загружены в память – работа алгоритма, реализующего шифр, сводится к выбору элементов из таблицы и сложению этих элементов при помощи операции XOR. То, какой элемент таблицы использовать, определяется значениями текущего байта входного текста, ключа и номером раунда. Элементы в таблицах – 128-битные, совпадающие по длине с блоком. То есть, при должной сноровке, алгоритм становится очень быстрым. Особенно сильно можно ускориться, если использовать регистровую арифметику подходящей разрядности, что я и попытался сделать. Ссылки на полные исходные тексты даны в конце записки. Но, фактически, весь ассемблерный код сводится к фрагменту, представленному на скриншоте (синтаксис у ассемблера Go своеобразный).

Краткие пояснения к алгоритму (с. 19-33): выполняем сложение блока (PXOR) с ключом текущего раунда, результат помещаем в регистр X0 (так обозначаются 128-битные регистры XMMn); извлекаем младший (под нулевым номером) байт длинного регистра (PEXTRB), умножаем его на 16 (SHLQ) и складываем (ADD) с базовым адресом таблицы (он ранее загружен в регистр DX); полученное смещение (оно находится в регистре AX) теперь указывает на нужный элемент таблицы предвычисленных значений, извлекаем этот элемент и суммируем с предыдущим (PXOR со значением в X2, первый элемент последовательности просто записывается в X2 – с. 25). Написано “в лоб”, нет дополнительных проверок валидности адресов и размеров массивов (предполагается, что эти параметры контролируются снаружи данной процедуры).

Ассемблерный код выполняет только преобразование блока, а вычисление таблиц, разворачивание ключей – всё это осталось в коде на Go.

Итак, новая реализация в несколько раз быстрее предыдущих. Простой тест на процессоре Intel i5-9600K показывает скорость около 180 мегабайт в секунду для зашифрования и около 140 Мбайт/сек для расшифрования (процедура расшифрования существенно отличается от зашифрования, использует дополнительную таблицу, а кроме того, я её совсем не оптимизировал, потому что для основных современных режимов использования блочных шифров процедура расшифрования не нужна). Так или иначе, 180 мегабайт – это неплохой результат. Предыдущая версия, только на Go, но с unsafe-конструкциями, показывает на том же процессоре лишь около 45 Мбайт/сек. На небольших массивах данных – скорость ассемблерной версии ещё заметно возрастает, поскольку процессор эффективно использует кэш-память.

Как я уже не раз упомянул, это ассемблер архитектуры amd64, поэтому на других платформах, например, на различных ARM, данный ассемблерный код использовать не получится. Так что пришлось дополнить модуль “заглушками”, а точнее – реализациями шифра на “чистом Go”. Компилятор Go позволяет прозрачно генерировать межплатформенный код, для этого используются специальные директивы, в данном случае: // +build !amd64. Другими словами, в файле с исходным кодом, предназначенным для всех платформ, кроме amd64, указывается директива “// +build !amd64”, а для amd64 – код выносится в файлы с постфиксом _amd64. (Конкретно: docipher_amd64.go – содержит объявления функций; docipher_amd64.s – код на ассемблере.) Соответственно, данный модуль успешно компилируется на разных платформах, я проверил на ARM. Однако скорость работы на платформах, отличных от amd64, будет ниже на порядки (в сто раз и даже более) – это связано с тем, что используется простая реализация шифра (файл docipher.go). Но amd64 – более чем распространённая архитектура, поэтому новый быстрый шифр может оказаться полезен. (Не исключено, кстати, что возможны весьма экзотические конфигурации, когда платформа amd64 не содержит каких-то “длинных” команд, но это нужно проверять отдельно.)

Нередко спрашивают: как простым способом использовать реализацию шифра для обработки некоторого потока данных? Понятно, что непосредственно шифр применять нельзя, нужна некая обёртка, называемая “режимом использования шифра“. Для упрощения реализации примеров “из жизни” я добавил в модуль пару простых функций, реализующих зашифрование и расшифрование в режиме счётчика (CM_Encrypt(), CM_Decrypt()). Это готовый инструмент для работы с потоком данных: то есть, в качестве аргументов функции передаются вектор инициализации, ключ и слайс (массив) данных; функция возвращает обработанный слайс той же длины. Важное замечание: конкретный вектор инициализации нельзя повторно использовать для зашифрования с одним и тем же ключом; учитывайте и тот факт, что начальное значение увеличивается внутри процедуры на единицу с каждым обработанным блоком (см. исходный код).

В реализации режима счётчика нет аутентификации (это важно!). Для аутентифицированного варианта можно использовать штатный режим GCM из Go-пакета crypto/cipher. В модуле есть нужный интерфейс, поэтому шифр элементарно подключается к GCM. Примеры есть в исходном коде, а краткое описание дано ниже.

Тут необходима ещё одна оговорка: “Кузнечик” не стандартизован для применения в режиме GCM. В российских криптографических ГОСТах пока что вообще нет аналогичного режима (AEAD), но, вероятно, он вскоре появится, и это, конечно, будет не GCM, а вариант разработанного российскими специалистами режима, который сейчас называется MGM (Multilinear Galois Mode).

Логика использования в режиме счётчика:

CM_CipherText := gosthopper.CM_Encrypt(0x1234567, Key, SourceText) 
[...]
CM_PlainText := gosthopper.CM_Decrypt(0x1234567, Key, CM_CipherText)

(Здесь 0x1234567 – это вектор инициализации, начальное значение счётчика, собственно говоря. Данное значение использовано для примера, оно не является секретным, но, повторюсь, нельзя повторно использовать одно значение с тем же ключом. Важно учитывать, что значение счётчика увеличивается с каждым блоком на единицу внутри процедуры, поэтому для нового вызова с тем же ключом – начальное значение тоже должно увеличиться, как минимум, на число_блоков + 1, иначе возникнет повтор. То есть, данные функции являются только демонстраторами общего принципа, а управление инциализацией режима счётчика представляет отдельную задачу.)

Логика в режиме GCM (import “crypto/cipher”; AD – дополнительные данные, которые передаются в открытом виде):

kCipher, err := gosthopper.NewCipher(Key) 
[...]
kuznecGCM, err := cipher.NewGCM(kCipher)
[...]
GCM_sealed := kuznecGCM.Seal(nil, GCM_nonce, PT, AD)
[...]
GCM_opened, err := kuznecGCM.Open(nil, GCM_nonce, GCM_sealed, AD) 

Режим GCM в пакете crypto/cipher реализован полностью, но тоже требует инициализации (GCM_nonce). В целом, GCM является более совершенным режимом, чем простой режим счётчика (собственно, GCM – это улучшенная разновидность режима счётчика).

(Обычное напоминание: я, по возможности, всё проверил, но это всего лишь экспериментальная реализация, поэтому какого-то серьёзного исследования кода этого модуля не проводилось, так что там, во-первых, могут быть ошибки; во-вторых – точно нет целого ряда вспомогательных механизмов, обеспечивающих защиту ключей в памяти и т.д., и т.п.)

Исходный код:
основной файл – gosthopper.go;
реализация шифра на ассемблере – docipher_amd64.s;
объявления функций – docipher_amd64.go;
реализация только на Go для платформ, отличных от amd64 – docipher.go.

Всё вместе в одном архиве: gosthopper1.tar.gz.

Подробные примеры использования и тесты: test_gosthopper.go

Пакет называется gosthopper. Для того, чтобы его использовать, нужно тем или иным способом разместить (например, просто скопировать) файлы с исходными кодами в директорию пакетов вашей инсталляции Go. (См. переменную окружения GOPATH.) Файл test_gosthopper.go относится к пакету main, поэтому его лучше собирать в другой директории. Внутри файлов – много дополнительных пояснений (англ.).

Вопросы, пожелания – приветствуются в комментариях или по электронной почте.

Про технологию ESNI (и SNI) я не так давно написал несколько записок. Сейчас ESNI находится в процессе внедрения, интересно взглянуть на эффект, который данная технология будет иметь для систем инспекции трафика и блокирования доступа. Современные системы используют SNI (а также, в продвинутых вариантах, TLS-сертификаты) для обнаружения имён узлов, с которыми пытается установить соединение пользователь. ESNI скрывает эти имена из SNI (TLS-сертификаты скрыты в новой версии TLS 1.3), причём, текущая версия ESNI использует для этого ключи, опубликованные в DNS.

То есть, особенность ESNI в том, что в качестве дополнительного источника ключей, защищающих метаинформацию, используется независимая от TLS система – DNS. Это важный момент: для того, чтобы зашифровать “адрес обращения”, клиенту не нужно устанавливать дополнительные соединения – получить нужный ключ можно типовым запросом к системе доменных имён; вообще говоря, не обязательно при этом указывать имя того TLS-узла, с которым будет соединяться клиент.

Провайдер хостинга может использовать ключи, опубликованные под одним DNS-именем, для обеспечения доступа к “скрытым серверам” под совсем другими именами, это означает, что открытый запрос в DNS не будет раскрывать имя “целевого узла”. Например, Cloudflare сейчас использует одни и те же ключи для самых разных веб-узлов. Более того, “скрытый узел” может находиться за некоторым “фронтэндом”, имеющим другое, универсальное, имя – фактически, это Domain Fronting.

В идеале, для работы ESNI нужны DNSSEC (чтобы аутентифицировать источник ключей и защитить DNS-трафик от подмены) и DNS-over-TLS (чтобы защитить DNS-трафик от пассивного прослушивания). Но и в условиях незащищённой DNS, технология ESNI довольно эффективна (отмечу, что ESNI предусматривает и вариант, в котором ключи встраиваются в приложение, либо передаются каким-то ещё способом, без DNS).

В открытой DNS, системы анализа трафика, которые видят весь трафик клиента, могут сопоставить запрос в DNS для извлечения ключа ESNI и последующее TLS-соединение. DNS-ответ с ключами даже можно заблокировать, сделав использование ESNI невозможным (но только при условии, что ключи не были получены другим способом). Однако автоматическое корректное сопоставление имени из DNS-запроса и сессии TLS – представляют серьёзную дополнительную задачу, которая тем сложнее, чем больше объём трафика, анализируемого системой фильтрации. (Конечно, уже само наличие ESNI может являться признаком подозрительного соединения.)

То есть, ESNI, в случае массового внедрения, довольно заметно повлияет на ландшафт систем инспекции трафика. А кроме того, данная технология может подстегнуть рост распространённости DNSSEC и DNS-over-TLS. Впрочем, пока что ESNI не поддерживается распространёнными веб-серверами, да и соответствующий RFC не вышел из статуса черновика.

(Как работает ESNI – можно посмотреть на моём тестовом сервере TLS 1.3, там реализована поддержка.)

На днях NIST опубликовал результаты первого этапа программы по стандартизации постквантовых криптосистем (распределения ключей и электронной подписи), во второй раунд прошло 26 предложений из 82 поступивших на рассмотрение в самом начале (к первому этапу из них было допущено 69). Это повод очередной раз вспомнить о том, что постквантовые криптосистемы сейчас составляют одно из основных направлений современной криптографии. Постквантовые – это такие криптосистемы, которые устойчивы к взлому с использованием универсального квантового компьютера. Давно известно, что распространённые сейчас асимметричные криптосистемы (RSA, ECDSA, используемые разновидности протокола Диффи-Хеллмана) полностью уязвимы к атакам, использующим квантовые алгоритмы “нахождения периода”, это, в принципе, алгоритм Шора.

Появление универсального квантового компьютера достаточной разрядности означает, что можно будет прочитать ранее записанные данные (например, сетевой трафик), которые защищались асимметричными криптосистемами. То есть, перейти на постквантовые криптосистемы необходимо за некоторое заметное время до того, как походящий квантовый компьютер построят: время требуется для того, чтобы защищаемая информация устарела. Поэтому первоочередное значение имеют постквантовые системы распределения ключей, а не системы электронной подписи. При передаче данных, подписи используются для аутентификации сторон, соответственно, атаковать записанный трафик никак не помогают.

Скорее всего, на начальном этапе та или иная постквантовая криптосистема будет использоваться параллельно с классической. То есть, результаты обмена ключами по постквантовому алгоритму и по классическому будут смешиваться при генерации симметричных ключей, это обеспечит стойкость в том случае, если постквантовая криптосистема окажется уязвимой для классических атак (такие атаки вполне могут появиться раньше самого квантового компьютера). В браузере Chrome уже проводился эксперимент по использованию постквантовой криптосистемы New Hope.

Думаю, можно предположить, что приняты будут постквантовые криптосистемы, основанные на свойствах эллиптических кривых. Собственно, несколько лет назад я специально разместил на dxdt.ru краткую заметку, на которую можно сослаться, когда процесс выбора криптосистем, как говорится, сойдётся. Заметка даже специфицирует конкретное направление (изогении). Эллиптические кривые хорошо подходят потому, что, во-первых, они являют собой фундаментальную теоретико-числовую структуру, имеющую огромное чисто математическое значение; во-вторых, эллиптические кривые хорошо изучены внутри теоретической криптографии; в-третьих, для них наработано большое число библиотек и прикладных алгоритмов, которые, к тому же, тщательно проверены и оптимизированы. (Эти преимущества перечислены и в публикации NIST.)

Скорее всего, первые практические постквантовые криптосистемы мы увидим уже лет через пять. Если, конечно, физики вдруг не подтвердят экспериментально, что создание квантового компьютера большой разрядности невозможно.