[要約] 要約：RFC 4321は、SIPの非INVITEトランザクションに関連する問題を特定し、解決策を提案しています。 目的：SIPの非INVITEトランザクションに関連する問題を理解し、改善策を提供すること。
Network Working Group R. Sparks
Request for Comments: 4321 Estacado Systems
Category: Informational January 2006
Problems Identified Associated with the Session Initiation Protocol's (SIP) Non-INVITE Transaction
セッション開始プロトコル（SIP）非インバイトトランザクションに関連する問題
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Abstract
概要
This document describes several problems that have been identified with the Session Initiation Protocol's (SIP) non-INVITE transaction.
このドキュメントでは、セッション開始プロトコル（SIP）非インバイトトランザクションで特定されたいくつかの問題について説明します。
Table of Contents
目次
1. Problems under the Current Specifications .......................2
1.1. NITs must complete immediately or risk losing a race .......2
1.2. Provisional responses can delay recovery from lost
final responses ............................................3
1.3. Delayed responses will temporarily blacklist an element ....4
1.4. 408 for non-INVITE is not useful ...........................6
1.5. Non-INVITE timeouts doom forking proxies ...................7
1.6. Mismatched timer values make winning the race harder .......7
2. Security Considerations .........................................8
3. Acknowledgements ................................................8
4. Informative References ..........................................9
There are a number of unpleasant edge conditions created by the SIP non-INVITE transaction (NIT) model's fixed duration. The negative aspects of some of these are exacerbated by the effect that provisional responses have on the non-INVITE transaction state machines as currently defined.
SIP非インバイトトランザクション（NIT）モデルの固定期間によって作成された不快なエッジ条件が多数あります。これらのいくつかの負の側面は、現在定義されているように、暫定的な反応が非インバイトトランザクション状態マシンに与える影響によって悪化します。
The non-INVITE transaction defined in RFC 3261 [1] is designed to have a fixed and finite duration (dependent on T1). A consequence of this design is that participants must strive to complete the transaction as quickly as possible. Consider the race condition shown in Figure 1.
RFC 3261 [1]で定義されている非インバイトトランザクションは、固定された有限期間（T1に依存）を持つように設計されています。この設計の結果、参加者はできるだけ早くトランザクションを完了するよう努力しなければなりません。図1に示す人種状態を考えてみましょう。
UAC UAS
| request |
--- |---. |
^ | `---. |
| | `-->| ---
| | | ^
| | | |
64*T1 | | |
| | | |
| | | 64*T1
| | | |
| | | |
v | | |
timeout <=== --- | 200 OK | |
| .---| v
| .---' | ---
|<--' |
Figure 1: Non-Invite Race Condition
図1：非インバイトの人種状態
The User Agent Server (UAS) in this figure believes it has responded to the request in time, and that the request succeeded. The User Agent Client (UAC), on the other hand, believes the request has timed-out, hence failed. No longer having a matching client transaction, the UAC core will ignore what it believes to be a spurious response. As far as the UAC is concerned, it received no response at all to its request. The ultimate result is that the UAS and UAC have conflicting views of the outcome of the transaction.
この図のユーザーエージェントサーバー（UAS）は、リクエストに時間内に応答し、リクエストが成功したと考えています。一方、ユーザーエージェントクライアント（UAC）は、リクエストがタイムアウトしたため、失敗したと考えています。一致するクライアントトランザクションがなくなったため、UACコアは、偽の反応であると信じているものを無視します。UACに関する限り、その要求に対する応答はまったくありませんでした。最終的な結果は、UASとUACがトランザクションの結果について矛盾する見解を持っていることです。
Therefore, a UAS cannot wait until the last possible moment to send a final response within a NIT. It must, instead, send its response so that it will arrive at the UAC before that UAC times out. Unfortunately, the UAS has no way to accurately measure the propagation time of the request or predict the propagation time of the response. The uncertainty it faces is compounded by each proxy that participates in the transaction. Thus, the UAS's only choice is to send its final response as soon as it possibly can and hope for the best.
したがって、UASは、NIT内で最終的な応答を送信するために、可能な限り最後の瞬間まで待つことができません。代わりに、UACが外出する前にUACに到着するように、その応答を送信する必要があります。残念ながら、UASには、要求の伝播時間を正確に測定したり、応答の伝播時間を予測する方法はありません。それが直面する不確実性は、トランザクションに参加する各プロキシによって悪化します。したがって、UASの唯一の選択肢は、できるだけ早く最終的な応答を送信することです。
This result constrains the set of problems that can be solved with a single NIT. Any delay introduced during processing of a request increases the probability of losing the race. If the timing characteristics of that processing are not predictable and controllable, a single NIT is an inappropriate model for handling the request. One viable alternative is to accept the request with a 202 and send the ultimate results in a new request in the reciprocal direction.
この結果は、単一のNITで解決できる一連の問題を制約します。リクエストの処理中に導入された遅延は、レースを失う可能性を高めます。その処理のタイミング特性が予測可能で制御できない場合、単一のNITは、リクエストを処理するための不適切なモデルです。実行可能な選択肢の1つは、202でリクエストを受け入れ、最終的な結果を相互方向の新しいリクエストで送信することです。
In specialized networks, a UAS might have some reliable knowledge of inter-hop latency and could use that knowledge to determine if it has time to delay its final response in order to perform some processing such as a database lookup while mitigating its risk of losing the race in Figure 1. Establishing this knowledge across arbitrary networks (perhaps using resource reservation techniques and deterministic transports) is not currently feasible.
専門ネットワークでは、UASがホップ間の遅延に関する信頼できる知識を持っている可能性があり、その知識を使用して、データベースの検索などの処理を実行するために最終的な応答を遅らせる時間があるかどうかを判断することができます。図1の競争1.任意のネットワーク全体でこの知識を確立する（おそらくリソース予約技術と決定論的輸送を使用する）ことは現在実行不可能です。
The non-INVITE client transaction state machine provides reliability for NITs over unreliable transports (UDP) through retransmission of the request message. Timer E is set to T1 when a request is initially transmitted. As long as the machine remains in the Trying state, each time Timer E fires, it will be reset to twice its previous value (capping at T2) and the request is retransmitted.
非インバイトクライアントトランザクションステートマシンは、リクエストメッセージの再送信を通じて、信頼性の低いトランスポート（UDP）よりもNITの信頼性を提供します。リクエストが最初に送信されると、タイマーEはT1に設定されます。マシンが試行状態にとどまる限り、タイマーEが発火するたびに、以前の値（T2でのキャッピング）の2倍にリセットされ、リクエストが再送信されます。
If the non-INVITE client transaction state machine sees a provisional response, it transitions to the Proceeding state, where retransmission continues, but the algorithm for resetting Timer E is simply to use T2 instead of doubling at each firing. (Note that Timer E is not altered during the transition to Proceeding.)
非インバイトクライアントトランザクション状態マシンが暫定的な応答を見ている場合、再送信が続く進行状態に移行しますが、タイマーEをリセットするためのアルゴリズムは、各発火で2倍になるのではなくT2を使用することです。（タイマーEは、手続への移行中に変更されないことに注意してください。）
Making the transition to the Proceeding state before Timer E is reset to T2 can cause recovery from a lost final response to take extra time. Figure 2 shows recovery from a lost final response with and without a provisional message during this window. Recovery occurs within 2*T1 in the case without the provisional. With the provisional, recovery is delayed until T2, which by default is 8*T1.
タイマーEがT2にリセットされる前に進行状態への移行を行うと、失われた最終応答から回復して余分な時間がかかる可能性があります。図2は、このウィンドウ中に暫定的なメッセージを使用した場合となしで失われた最終応答からの回復を示しています。回復は、暫定的な場合は2*T1内に発生します。暫定的には、リカバリはT2まで遅れます。これはデフォルトでは8*T1です。
In practical terms, a provisional response to a NIT in currently deployed networks can delay transaction completion by up to 3.5 seconds.
実際には、現在展開されているネットワークのNITに対する暫定的な対応は、トランザクションの完了を最大3.5秒遅らせる可能性があります。
UAC UAS UAC UAS
| | | |
--- |----. | --- |----. |
^ | `-->| ^ | `--->|
E = T1 | | E = T1 | .-----|(provisional)
v | | v |<--' |
--- |----. | --- |----. |
^ | `-->| ^ | `--->|
| | X<----|(lost final) | | X<-----|(lost final)
| | | | | |
E = 2*T1 | | | | |
| | | | | |
| | | | | |
v | | | | |
--- |----. | | | |
| `-->| | | |
| .-----|(final) | | |
|<-' | | | |
| | | | |
\/\ /\/ /\/ /\/ /\/
E = T2
\/\ /\/ /\/ /\/ /\/
| | | | |
| | v | |
| | --- |----. |
| | | `--->|
| | | .-----|(final)
| | |<--' |
| | | |
Figure 2: Provisionals Can Harm Recovery
図2：暫定は回復を害する可能性があります
No additional delay is introduced if the first provisional response is received after Timer E has reached its maximum reset interval of T2.
タイマーEがT2の最大リセット間隔に達した後に最初の暫定応答を受信した場合、追加の遅延は導入されません。
A SIP element's use of DNS Service Record Resource Records [3] is specified in RFC 3263 [2]. That specification discusses how SIP ensures high availability by having upstream elements detect failure of downstream elements. It proceeds to define several types of failure detection and instructions for failover. Two of the behaviors it describes are important to this document: o Within a transaction, transport failure is detected either through an explicit report from the transport layer or through timeout. Note specifically that timeout will indicates transport failure regardless of the transport in use. When transport failure is detected, the request is retried at the next element from the sorted results of the SRV query.
DNSサービスレコードリソースレコード[3]のSIP要素の使用は、RFC 3263 [2]で指定されています。その仕様では、SIPが上流の要素にダウンストリーム要素の故障を検出することにより、どのように高可用性を保証するかについて説明します。フェールオーバーのためのいくつかのタイプの障害検出と指示を定義するようになります。このドキュメントにとって、それが説明する2つの動作は次のように重要です。Oトランザクション内で、輸送障害は輸送層からの明示的なレポートまたはタイムアウトを通じて検出されます。具体的には、タイムアウトは、使用中の輸送に関係なく輸送の故障を示すことに注意してください。輸送障害が検出されると、SRVクエリのソートされた結果から次の要素でリクエストが再試行されます。
o Between transactions, locations reporting temporary failure (through 503/Retry-After, for example) are not used until their requested black-out period expires.
o トランザクションの間に、一時的な障害を報告する場所（たとえば、503/retry-after-after-after）は、要求された黒人期間が失効するまで使用されません。
The specification notes the benefit of caching locations that are successfully contacted, but does not discuss how such a cache is maintained. It is unclear whether an element should stop using (temporarily blacklist) a location returned in the SRV query that results in a transport error. If it does, when should such a location be removed from the blacklist?
仕様は、正常に接触したキャッシュ位置の利点を指摘していますが、そのようなキャッシュがどのように維持されるかについては説明していません。要素が（一時的にブラックリスト）の使用を停止するかどうかは不明です。SRVクエリに戻った場所が輸送エラーになります。もしそうなら、そのような場所はいつブラックリストから削除する必要がありますか？
Without such a blacklist (or equivalent mechanism), the intended availability mechanism fails miserably. Consider traffic between two domains. Proxy pA in domain A needs to forward a sequence of non-INVITE requests to domain B. Through DNS SRV, pA discovers pB1 and pB2, and the ordering rules of [2] and [3] indicate it should use pB1 first. The first request to pB1 times out. Since pA is a proxy and a NIT has a fixed duration, pA has no opportunity to retry the request at pB2. If pA does not remember pB1's failure, the second request (and all subsequent non-INVITE requests until pB1 recovers) are doomed to the same failure. Caching would allow the subsequent requests to be tried at pB2.
このようなブラックリスト（または同等のメカニズム）がなければ、意図した可用性メカニズムは惨めに失敗します。2つのドメイン間のトラフィックを検討してください。ドメインAのプロキシPAは、DNS SRVを介してPB1およびPB2を発見し、[2]および[3]の順序規則を介してDNS SRVを介してドメインBに一連の非インバイト要求を転送する必要があります。PB1の最初のリクエスト。PAはプロキシであり、NITには固定期間があるため、PAにはPB2でリクエストを再試行する機会がありません。PAがPB1の障害を覚えていない場合、2番目の要求（およびPB1が回復するまでのすべての非インバイト要求）は同じ障害に運命づけられます。キャッシングにより、その後のリクエストをPB2で試すことができます。
Since miserable failure is not acceptable in deployed networks, we should anticipate that elements will, in fact, cache timeout failures between transactions. Then the race in Figure 1 becomes important. If an element fails to respond "soon enough", it has effectively not responded at all and will be blacklisted at its peer for some period of time.
展開されたネットワークでは悲惨な失敗は受け入れられないため、実際、トランザクション間のタイムアウトの障害をキャッシュすると予想されるはずです。その後、図1のレースが重要になります。要素が「すぐに」応答に失敗した場合、それは効果的にまったく応答しておらず、しばらくの間ピアでブラックリストに登録されます。
(Note that even with caching, the first request timeout results in a timeout failure all the way back to the original submitter. The failover mechanisms in [2] work well to increase the resiliency of a given INVITE transaction, but do nothing for a given non-INVITE transaction.)
（キャッシュを使用しても、最初のリクエストタイムアウトにより、元の提出者にさかのぼるタイムアウト障害が発生することに注意してください。非インバイトトランザクション。）
Consider the race condition in Figure 1 when the final response is 408 instead of 200. Under the current specification, the race is guaranteed to be lost. Most existing endpoints will emit a 408 for a non-INVITE request 64*T1 after receiving the request if they have not emitted an earlier final response. Such a 408 is guaranteed to arrive at the next upstream element too late to be useful. In fact, in the presence of proxies, these messages are even harmful. When the 408 arrives, each proxy will have already terminated its associated client transaction due to timeout. Therefore, each proxy must forward the 408 upstream statelessly. This, in turn, is guaranteed to arrive too late. As Figure 3 shows, this can ultimately result in bombarding the original requester with spurious 408s. (Note that the proxy's client transaction state machine never enters the Completed state, so Timer K does not enter into play.)
最終的な応答が200ではなく408の場合のレース条件を考えてみましょう。現在の仕様では、レースが失われることが保証されています。ほとんどの既存のエンドポイントは、以前の最終応答を発していない場合、リクエストを受け取った後、非インバイトリクエスト64*T1に対して408を放出します。このような408は、次の上流要素に到達することが保証されています。実際、プロキシの存在下では、これらのメッセージさえ有害です。408が到着すると、各プロキシはタイムアウトのために関連するクライアントトランザクションをすでに終了しています。したがって、各プロキシは、408の上流をステートレスに転送する必要があります。これは、遅すぎることが保証されています。図3に示すように、これにより、最終的には408が偽の元のリクエスターが砲撃される可能性があります。（プロキシのクライアントトランザクションステートマシンは完成した状態に入ることはないため、タイマーKはプレイに入らないことに注意してください。）
UAC P1 P2 P3 UAS
| | | | |
--- ===---. | | | |
^ | `-->===---. | | |
| | | `-->===---. | |
| | | | `-->===---. |
64*T1 | | | | `-->===
| | | | | |
| | | | | |
v | | | | |
(timeout) --- === | | | |
| .-408=== | | |
|<--' | .-408=== | |
| .-408-|<--' | .-408=== |
|<--' | .-408-|<--' | .-408===
| .-408-|<--' | .-408-|<--' |
|<--' | .-408-|<--' | |
| .-408-|<--' | | |
|<--' | | | |
| | | | |
Figure 3: Late 408s to Non-INVITEs
図3：408年代後半から非インバイト
This response bombardment is not limited to the 408 response, though it only exists when participating client transaction state machines are timing out. Figure 4 generalizes Figure 1 to include multiple hops. Note that even though the UAS responds "in time" to P3, the response is too late for P2, P1, and the UAC.
この応答爆撃は、408の応答に限定されませんが、参加しているクライアントトランザクション状態マシンがタイミングを出している場合にのみ存在します。図4は、図1を一般化して複数のホップを含めます。UASがP3に「時間内に」応答している場合でも、応答はP2、P1、およびUACにとって遅すぎることに注意してください。
UAC P1 P2 P3 UAS
| | | | |
--- ===---. | | | |
^ | `-->===---. | | |
| | | `-->===---. | |
| | | | `-->===---. |
64*T1 | | | | `-->===
| | | | | |
| | | | | |
v | | | | |
(timeout) --- === | | | |
| .-408=== | | .-200-|
|<--' | .-408=== .-200-|<--' |
| .-408-|<--'.-200-|<--' === |
|<--'.-200-|<--' | | ===
|<--' | | | |
| | | | |
Figure 4: Additional Timeout-Related Error
図4：追加のタイムアウト関連エラー
A single branch with a delayed or missing final response will dominate the processing at proxy that receives no 2xx responses to a forked non-INVITE request. This proxy is required to allow all of its client transactions to terminate before choosing a "best response". This forces the proxy's server transaction to lose the race in Figure 1. Any response it ultimately forwards (a 401, for example) will arrive at the upstream elements too late to be used. Thus, if no element among the branches would return a 2xx response, failure of a single element (or its transport) dooms the proxy to failure.
最終応答が遅れたり欠落している単一のブランチは、フォークされた非インバイト要求に対する2xxの応答を受け取っていないプロキシでの処理を支配します。このプロキシは、「最良の応答」を選択する前に、すべてのクライアントトランザクションが終了できるようにするために必要です。これにより、プロキシのサーバートランザクションは図1でレースを失うようになります。最終的に転送される応答（たとえば、401など）は、使用するには遅すぎる上流の要素に到着します。したがって、ブランチ間の要素が2xx応答を返さない場合、単一の要素（またはその輸送）の故障が障害を破棄します。
There are many failure scenarios due to misconfiguration or misbehavior that the SIP specification does not discuss. One is placing two elements with different configured values for T1 and T2 on the same network. Review of Figure 1 illustrates that the race failure is only made more likely in this misconfigured state (it may appear that shortening T1 at the element behaving as a UAS improves this particular situation, but remember that these elements may trade roles on the next request). Since the protocol provides no mechanism for discovering/negotiating a peer's timer values, exceptional care must be taken when deploying systems with non-defaults to ensure that they will never directly communicate with elements with default values.
SIP仕様では議論されていない誤解や不正行為のために、多くの失敗シナリオがあります。1つは、同じネットワーク上にT1とT2の異なる構成値を持つ2つの要素を配置することです。図1のレビューは、レースの失敗がこの誤った状態でのみ可能になる可能性が高いことを示しています（UASとして動作する要素でT1を短縮することでこの特定の状況が改善されるように見えるかもしれませんが、これらの要素は次のリクエストで役割を交換する可能性があることを忘れないでください）。プロトコルは、ピアのタイマー値を発見/交渉するためのメカニズムを提供していないため、非デフォルトを備えたシステムを展開するときは、デフォルト値の要素と直接通信しないようにするときは、例外的な注意を払う必要があります。
This document describes some problems in the core SIP specification [1] related to the SIP non-INVITE requests, the messages other than INVITE that begin transactions. A few of the problems lead to flooding or forgery risk, and could possibly be exploited by an adversary in a denial of service attack. Solutions are defined in the companion document [4].
このドキュメントでは、SIP非インバイト要求に関連するコアSIP仕様[1]のいくつかの問題について説明します。これは、トランザクションを開始する招待以外のメッセージです。いくつかの問題は、洪水や偽造のリスクにつながり、サービス拒否攻撃で敵によって搾取される可能性があります。ソリューションは、コンパニオンドキュメント[4]で定義されています。
One solution there prohibits proxies and User Agents from sending 408 responses to non-INVITE transactions. Without this change, proxies automatically generate a storm of useless responses. An attacker could capitalize on this by enticing User Agents to send non-INVITE requests to a black hole (through social engineering or DNS poisoning) or by selectively dropping responses.
そこでの1つのソリューションは、プロキシとユーザーエージェントが非インバイトトランザクションに408の応答を送信することを禁止しています。この変更がなければ、プロキシは自動的に役に立たない応答の嵐を生成します。攻撃者は、ユーザーエージェントに非インバイトリクエストをブラックホールに（ソーシャルエンジニアリングまたはDNS中毒を通じて）送信するか、選択的に応答をドロップすることで、これを活用できます。
Another solution prohibits proxies from forwarding late responses. Without this change, an attacker could easily forge messages which appear to be late responses. All proxies compliant with RFC 3261 are required to forward these responses, wasting bandwidth and CPU and potentially overwhelming target User Agents (especially those with low speed connections).
別のソリューションは、プロキシが遅い応答を転送することを禁止しています。この変更がなければ、攻撃者は、遅い応答のように見えるメッセージを簡単に偽造できます。RFC 3261に準拠したすべてのプロキシは、これらの応答を転送し、帯域幅とCPUを無駄にし、潜在的に圧倒的なターゲットユーザーエージェント（特に低速接続のあるもの）を転送する必要があります。
This document captures many conversations about non-INVITE issues. Significant contributers include Ben Campbell, Gonzalo Camarillo, Steve Donovan, Rohan Mahy, Dan Petrie, Adam Roach, Jonathan Rosenberg, and Dean Willis.
このドキュメントは、非インバイトの問題に関する多くの会話をキャプチャします。重要な貢献者には、ベン・キャンベル、ゴンザロ・カマリロ、スティーブ・ドノヴァン、ロハン・マヒー、ダン・ペトリー、アダム・ローチ、ジョナサン・ローゼンバーグ、ディーン・ウィリスが含まれます。
[1] Rosenberg, J., Schulzrinne, H., Camarillo, G., Johnston, A., Peterson, J., Sparks, R., Handley, M., and E. Schooler, "SIP: Session Initiation Protocol", RFC 3261, June 2002.
[1] Rosenberg、J.、Schulzrinne、H.、Camarillo、G.、Johnston、A.、Peterson、J.、Sparks、R.、Handley、M。、およびE. Schooler、 "SIP：SESSION INTIATION Protocol"、RFC 3261、2002年6月。
[2] Rosenberg, J. and H. Schulzrinne, "Session Initiation Protocol (SIP): Locating SIP Servers", RFC 3263, June 2002.
[2] Rosenberg、J。およびH. Schulzrinne、「セッション開始プロトコル（SIP）：SIPサーバーの位置」、RFC 3263、2002年6月。
[3] Gulbrandsen, A., Vixie, P., and L. Esibov, "A DNS RR for specifying the location of services (DNS SRV)", RFC 2782, February 2000.
[3] Gulbrandsen、A.、Vixie、P。、およびL. Esibov、「サービスの場所を指定するためのDNS RR（DNS SRV）」、RFC 2782、2000年2月。
[4] Sparks, R., "Actions Addressing Identified Issues with the Session Initiation Protocol's (SIP) Non-INVITE Transaction", RFC 4320, January 2006.
[4] Sparks、R。、「セッション開始プロトコル（SIP）非インバイトトランザクションで特定された問題に対処するアクション」、RFC 4320、2006年1月。
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