[要約] RFC 5386は、IPsecの認証されていないモードであるBTNS（Better-Than-Nothing Security）についての要約です。このRFCの目的は、認証が不可能な状況でもセキュリティを提供するためのソリューションを提案することです。
Network Working Group N. Williams
Request for Comments: 5386 Sun
Category: Standards Track M. Richardson
SSW
November 2008
Better-Than-Nothing Security: An Unauthenticated Mode of IPsec
より良いセキュリティ：IPSECの認可されていないモード
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本文書の位置付け
This document specifies an Internet standards track protocol for the Internet community, and requests discussion and suggestions for improvements. Please refer to the current edition of the "Internet Official Protocol Standards" (STD 1) for the standardization state and status of this protocol. Distribution of this memo is unlimited.
このドキュメントは、インターネットコミュニティのインターネット標準トラックプロトコルを指定し、改善のための議論と提案を要求します。このプロトコルの標準化状態とステータスについては、「インターネット公式プロトコル標準」（STD 1）の現在のエディションを参照してください。このメモの配布は無制限です。
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著作権表示
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このドキュメントは、BCP 78およびIETFドキュメント（http://trustee.ietf.org/license-info）に関連するIETF Trustの法的規定の対象となります。この文書に関するあなたの権利と制限を説明するので、これらの文書を注意深く確認してください。
Abstract
概要
This document specifies how to use the Internet Key Exchange (IKE) protocols, such as IKEv1 and IKEv2, to setup "unauthenticated" security associations (SAs) for use with the IPsec Encapsulating Security Payload (ESP) and the IPsec Authentication Header (AH). No changes to IKEv2 bits-on-the-wire are required, but Peer Authorization Database (PAD) and Security Policy Database (SPD) extensions are specified. Unauthenticated IPsec is herein referred to by its popular acronym, "BTNS" (Better-Than-Nothing Security).
このドキュメントは、IKEV1やIKEV2などのインターネットキーエクスチェンジ（IKE）プロトコルを使用する方法を指定し、IPSECをカプセル化するセキュリティペイロード（ESP）とIPSEC認証ヘッダー（AH）をカプセル化するために「認証されていない」セキュリティ協会（SAS）をセットアップします。。ikev2ビットオンザワイヤの変更は必要ありませんが、ピア認証データベース（PAD）およびセキュリティポリシーデータベース（SPD）拡張機能が指定されています。未承認のIPSECは、人気のある頭字語「BTNS」（より良いセキュリティ）で言及されています。
Table of Contents
目次
1. Introduction . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 2
1.1. Conventions Used in This Document . . . . . . . . . . . . 2
2. BTNS . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 3
3. Usage Scenarios . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 5
3.1. Example #1: A Security Gateway . . . . . . . . . . . . . . 5
3.2. Example #2: A Mixed End-System . . . . . . . . . . . . . . 7
3.3. Example #3: A BTNS-Only System . . . . . . . . . . . . . . 8
3.4. Miscellaneous Comments . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9
4. Security Considerations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9
4.1. Connection Latching and Channel Binding . . . . . . . . . 9
4.2. Leap-of-Faith (LoF) for BTNS . . . . . . . . . . . . . . . 10
5. Acknowledgements . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
6. References . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
6.1. Normative References . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
6.2. Informative References . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
Here we describe how to establish unauthenticated IPsec SAs using IKEv2 [RFC4306] and unauthenticated public keys. No new on-the-wire protocol elements are added to IKEv2.
ここでは、IKEV2 [RFC4306]および認定されていないパブリックキーを使用して、認定されていないIPSEC SASを確立する方法について説明します。新しいオンザワイヤプロトコル要素はIKEV2に追加されていません。
The [RFC4301] processing model is assumed.
[RFC4301]処理モデルが想定されます。
This document does not define an opportunistic BTNS mode of IPsec whereby nodes may fall back to unprotected IP when their peers do not support IKEv2, nor does it describe "leap-of-faith" modes or "connection latching".
このドキュメントは、同僚がIKEV2をサポートしていない場合、ノードが保護されていないIPに戻ることも、「信仰の葉の葉」モードまたは「接続ラッチ」を説明していない場合、IPSECの日和見的なBTNSモードを定義するものではありません。
See [RFC5387] for the applicability and uses of BTNS and definitions of these terms.
BTNの適用性と使用、およびこれらの用語の定義については、[RFC5387]を参照してください。
This document describes BTNS in terms of IKEv2 and [RFC4301]'s concepts. There is no reason why the same methods cannot be used with IKEv1 [RFC2408], [RFC2409], and [RFC2401]; however, those specifications do not include the PAD concepts, and therefore it may not be possible to implement BTNS on all compliant RFC2401 implementations.
このドキュメントは、IKEV2および[RFC4301]の概念に関してBTNSについて説明します。IKEV1 [RFC2408]、[RFC2409]、および[RFC2401]で同じ方法を使用できない理由はありません。ただし、これらの仕様にはパッドの概念は含まれていないため、すべての準拠RFC2401実装にBTNを実装することはできない場合があります。
The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in [RFC2119].
「必須」、「そうしない」、「必須」、「shall」、「shall "、" ingle "、" should "、" not "、" becommended "、" bay "、および「optional」は、[RFC2119]に記載されているように解釈される。
The IPsec processing model is hereby modified as follows:
IPSEC処理モデルは、次のように変更されます。
o A new ID type is added: 'PUBLICKEY'. IDs of this type have public keys as values. This ID type is not used on the wire.
o 新しいIDタイプが追加されます：「publicKey」。このタイプのIDには、値としてのパブリックキーがあります。このIDタイプは、ワイヤーでは使用されません。
o PAD entries that match on PUBLICKEY IDs are referred to as "BTNS PAD entries". All other PAD entries are referred to as "non-BTNS PAD entries".
o PublicKey IDで一致するパッドエントリは、「BTNSパッドエントリ」と呼ばれます。他のすべてのパッドエントリは、「非BTNSパッドエントリ」と呼ばれます。
o BTNS PAD entries may match on specific peer PUBLICKEY IDs (or public key fingerprints) or on all peer public keys. The latter is referred to as the "wildcard BTNS PAD entry".
o BTNSパッドエントリは、特定のピアパブリックキーID（または公開キーの指紋）またはすべてのピアパブリックキーに一致する場合があります。後者は「ワイルドカードBTNSパッドエントリ」と呼ばれます。
o BTNS PAD entries MUST logically (see below) follow all other PAD entries (the PAD being an ordered list).
o BTNSパッドエントリは、論理的に（以下を参照）他のすべてのパッドエントリに従う必要があります（パッドは順序付けられたリストです）。
o At most one wildcard BTNS PAD entry may appear in the PAD, and, if present, MUST be the last entry in the PAD (see below).
o 最大で1つのワイルドカードBTNSパッドエントリがパッドに表示される場合があり、存在する場合は、パッドの最後のエントリでなければなりません（以下を参照）。
o Any peer that uses an IKEv2 AUTH method involving a digital signature (made with a private key to a public key cryptosystem) may match a BTNS PAD entry, provided that it matches no non-BTNS PAD entries. Suitable AUTH methods as of August 2007 are: RSA Digital Signature (method #1) and DSS Digital Signature (method #3); see [RFC4306], Section 3.8.
o デジタル署名を含むIKEV2 AUTHメソッド（公開キーの暗号システムの秘密鍵で作られた）を使用するピアは、非BTNSパッドエントリと一致しない限り、BTNSパッドエントリと一致する場合があります。2007年8月の適切な認証方法は次のとおりです。RSAデジタル署名（方法＃1）およびDSSデジタル署名（方法＃3）;[RFC4306]、セクション3.8を参照してください。
o A BTNS-capable implementation of IPsec will first search the PAD for non-BTNS entries matching a peer's ID. If no matching non-BTNS PAD entries are found, then the peer's ID MUST be coerced to be of 'PUBLICKEY' type with the peer's public key as its value. The PAD is then searched again for matching BTNS PAD entries. This ensures that BTNS PAD entries logically follow non-BTNS PAD entries. A single PAD search that preserves these semantics is allowed.
o IPSECのBTNS対応の実装では、最初にピアのIDに一致する非BTNSエントリのパッドを検索します。一致する非BTNSパッドエントリが見つかっていない場合、ピアのIDは、ピアの公開キーを価値として「パブリックキー」タイプに強制する必要があります。次に、BTNSパッドエントリの一致するためにパッドが再度検索されます。これにより、BTNSパッドエントリが論理的に非BTNSパッドエントリに従うことが保証されます。これらのセマンティクスを保存する単一のパッド検索が許可されています。
o A peer that matches a BTNS PAD entry is referred to as a "BTNS peer". Such a peer is "authenticated" by verifying the signature in its IKEv2 AUTH payload with the public key from the peer's CERT payload.
o BTNSパッドエントリに一致するピアは、「BTNSピア」と呼ばれます。このようなピアは、IKEV2 AUTHペイロードの署名を、ピアのCERTペイロードから公開キーとの署名を確認することにより、「認証」されます。
o Of course, if no matching PAD entry is found, then the IKE SA is rejected as usual.
o もちろん、一致するパッドエントリが見つからない場合、Ike SAは通常どおり拒否されます。
o A new flag for SPD entries: 'BTNS_OK'. Traffic to/from peers that match the BTNS PAD entry will match only SPD entries that have the BTNS_OK flag set. The SPD may be searched by address or by ID (of type PUBLICKEY for BTNS peers), as per the IPsec processing model [RFC4301]. Searching by ID in this case requires creation of SPD entries that are bound to public key values. This could be used to build "leap-of-faith" [RFC5387] behavior (see Section 4.2), for example.
o SPDエントリの新しいフラグ： 'btns_ok'。BTNSパッドエントリに一致するピアへの交通は、BTNS_OKフラグセットを備えたSPDエントリのみに一致します。SPDは、IPSEC処理モデル[RFC4301]に従って、住所または（BTNSピア用のタイプPublicKeyの）IDで検索できます。この場合のIDで検索するには、公開キーの値にバインドされるSPDエントリを作成する必要があります。これを使用して、たとえば「信仰の飛躍」[RFC5387]の動作を構築できます（セクション4.2を参照）。
Nodes MUST reject IKE_SA proposals from peers that match non-BTNS PAD entries but fail to authenticate properly.
ノードは、非BTNSパッドエントリに一致するが、適切に認証できないピアからIKE_SAの提案を拒否する必要があります。
Nodes wishing to be treated as BTNS nodes by their peers MUST include bare public key CERT payloads. Currently only bare RSA public key CERT payloads are defined, which means that BTNS works only with RSA public keys at this time (see "Raw RSA Key" in Section 3.6 of [RFC4306]). Nodes MAY also include any number of certificates that bind the same public key. These certificates do not need to be pre-shared with their peers (e.g., because ephemeral, self-signed). RSA keys for use in BTNS may be generated at any time, but connection latching [ConnLatch] requires that they remain constant between IKEv2 exchanges that are used to establish SAs for latched connections.
仲間によってBTNSノードとして扱われたいと希望するノードには、裸の公開キーの証明書のペイロードを含める必要があります。現在、BARE RSAの公開キー証明書のペイロードのみが定義されています。つまり、BTNSは現時点でRSAパブリックキーでのみ機能します（[RFC4306]のセクション3.6の「RASAキー」を参照）。ノードには、同じ公開キーにバインドされる任意の数の証明書も含まれる場合があります。これらの証明書は、仲間と事前に共有する必要はありません（たとえば、一時的、自己署名されているため）。BTNで使用するRSAキーはいつでも生成される場合がありますが、接続ラッチング[Connlatch]では、ラッチング接続のSASを確立するために使用されるIKEV2交換間で一定のままである必要があります。
To preserve standard IPsec access control semantics:
標準のIPSECアクセス制御セマンティクスを保持するには：
o BTNS PAD entries MUST logically follow all non-BTNS PAD entries,
o BTNSパッドエントリは、すべての非BTNSパッドエントリを論理的に追跡する必要があります。
o the wildcard BTNS PAD entry MUST be the last entry in the PAD, logically, and
o WildCard BTNSパッドエントリは、論理的にパッドの最後のエントリでなければなりません。
o the wildcard BTNS PAD entry MUST have ID constraints that do not logically overlap those of other PAD entries.
o WildCard BTNSパッドエントリには、他のパッドエントリのそれを論理的に重複させないID制約が必要です。
As described above, the logical PAD ordering requirements can easily be implemented by searching the PAD twice at peer authentication time: once using the peer-asserted ID, and if that fails, once using the peer's public key as a PUBLICKEY ID. A single pass implementation that meets this requirement is permitted.
上記のように、ピア認証時間で2回パッドを検索することで、論理パッドの順序付け要件を簡単に実装できます。ピアアサート付きIDを使用すると、それが失敗した場合、ピアの公開キーをpublicKey IDとして使用します。この要件を満たす単一のパス実装が許可されています。
The BTNS entry ID constraint non-overlap requirement can easily be implemented by searching the PAD twice: once when BTNS peers authenticate, and again when BTNS peers negotiate child SAs. In the first pass, the PAD is searched for a matching PAD entry as described above. In the second, it is searched to make sure that BTNS peers' asserted child SA traffic selectors do not conflict with non-BTNS PAD entries. Single pass implementations that preserve these semantics are feasible.
BTNSエントリID制約非オーバーラップ要件は、PADを2回検索することで簡単に実装できます。BTNSピアが認証したとき、BTNSピアがチャイルドSASを交渉するとき。最初のパスでは、上記のように一致するパッドエントリをパッドに検索します。2番目では、BTNSピアの主張された子SAトラフィックセレクターが非BTNSパッドエントリと競合しないことを確認するために検索されます。これらのセマンティクスを保存するシングルパス実装は実行可能です。
In order to explain the above rules, a number of scenarios will be examined. The goal here is to persuade the reader that the above rules are both sufficient and necessary.
上記のルールを説明するために、多くのシナリオを調べます。ここでの目標は、上記のルールが十分かつ必要であることを読者に説得することです。
This section is informative only.
このセクションは有益です。
To explain the scenarios, a reference diagram describing an example network will be used. It is as follows:
シナリオを説明するために、ネットワークのサンプルを説明する参照図が使用されます。次のとおりです。
[Q] [R]
AS1 . . AS2
[A]----+----[SG-A].......+....+.......[SG-B]-------[B]
...... \
..PI.. ----[btns-B]
......
[btns-C].....+....+.......[btns-D]
Figure 1: Reference Network Diagram
図1：参照ネットワーク図
In this diagram, there are eight systems. Six systems are end-nodes (A, B, C, D, Q, and R). Two are security gateways (SG-A, SG-B) protecting networks on which [A] and [B] reside. Node [Q] is IPsec and BTNS capable. Node [R] is a simple node, with no IPsec or BTNS capability. Nodes [C] and [D] are BTNS capable.
この図には、8つのシステムがあります。6つのシステムは、エンドノード（A、B、C、D、Q、およびR）です。2つは、[a]と[b]が存在するネットワークを保護するセキュリティゲートウェイ（SG-A、SG-B）です。ノード[Q]はIPSECおよびBTNS対応です。ノード[R]は単純なノードで、IPSECまたはBTNS機能はありません。ノード[c]および[d]はbtns能力です。
Nodes [C] and [Q] have fixed addresses. Node [D] has a non-fixed address.
ノード[c]および[q]には固定アドレスがあります。ノード[D]に固定されていないアドレスがあります。
We will examine how these various nodes communicate with node [SG-A] and/or how [SG-A] rejects communications with some such nodes. In the first example, we examine [SG-A]'s point of view. In the second example, we look at [Q]'s point of view. In the third example, we look at [C]'s point of view.
これらのさまざまなノードがノード[SG-A]と通信する方法と、[SG-A]がそのようなノードとの通信を拒否する方法を調べます。最初の例では、[SG-A]の視点を調べます。2番目の例では、[Q]の視点を見ていきます。3番目の例では、[C]の視点を見ていきます。
PI is the Public Internet ("The Wild").
PIはパブリックインターネット（「ワイルド」）です。
The machine that we will focus on in this example is [SG-A], a firewall device of some kind that we wish to configure to respond to BTNS connections from [C].
この例で焦点を当てるマシンは[SG-A]です。[SG-A]は、[C]からBTNS接続に応答するように構成する構成のファイアウォールデバイスです。
[SG-A] has the following PAD and SPD entries:
[SG-A]には、次のパッドとSPDのエントリがあります。
Child SA
Rule Remote ID IDs allowed SPD Search by
---- --------- ----------- -------------
1 <B's ID> <B's network> by-IP
2 <Q's ID> <Q's host> by-IP
3 PUBLICKEY:any ANY by-IP
The last entry is the BTNS entry.
最後のエントリはBTNSエントリです。
Figure 2: [SG-A] PAD Table
図2：[SG-A]パッドテーブル
Note that [SG-A]'s PAD entry has one and only one wildcard PAD entry: the BTNS catch-all PAD entry as the last entry, as described in Section 2.
[SG-A]のパッドエントリには、セクション2で説明されているように、BTNS Catch-All Pad Entryが最後のエントリとして1つのワイルドカードパッドエントリが1つしかないことに注意してください。
<Child SA IDs allowed> and <SPD Search by> are from [RFC4301], Section 4.4.3.
<チャイルドSA IDが許可されている>および<SPD検索>は、[RFC4301]、セクション4.4.3からです。
Rule Local Remote Next Layer BTNS Action
addr addr Protocol ok
---- ----- ------ ---------- ---- -----------------------
1 [A] [R] ANY N/A BYPASS
2 [A] [Q] ANY no PROTECT(ESP,tunnel,AES,
SHA256)
3 [A] B-net ANY no PROTECT(ESP,tunnel,AES,
SHA256)
4 [A] ANY ANY yes PROTECT(ESP,transport,
integr+conf)
Figure 3: [SG-A] SPD Table
図3：[SG-A] SPDテーブル
The processing by [SG-A] of SA establishment attempts by various peers is as follows:
さまざまなピアによるSA設立の試みの[SG-A]による処理は次のとおりです。
o [Q] does not match PAD entry #1 but does match PAD entry #2. PAD processing stops, then the SPD is searched by [Q]'s ID to find entry #2. CHILD SAs are then allowed that have [SG-A]'s and [Q]'s addresses as the end-point addresses.
o [Q]はパッドエントリ＃1と一致しませんが、パッドエントリ＃2を一致させます。パッド処理が停止し、SPDは[Q]のIDで検索され、エントリ＃2を見つけます。その後、子SASは、エンドポイントアドレスとして[SG-A]および[Q]のアドレスを持つことが許可されます。
o [SG-B] matches PAD entry #1. PAD processing stops, then the SPD is searched by [SG-B]'s ID to find SPD entry #3. CHILD SAs are then allowed that have [SG-A]'s address and any addresses from B's network as the end-point addresses.
o [SG-B]はパッドエントリ＃1に一致します。パッド処理が停止し、SPDが[SG-B]のIDで検索され、SPDエントリ＃3を見つけます。次に、[SG-A]のアドレスとBのネットワークからのアドレスをエンドポイントアドレスとして持つ子SASが許可されます。
o [R] does not initiate any IKE SAs; its traffic to [A] is bypassed by SPD entry #1.
o [R]はIKE SASを開始しません。[a]へのトラフィックは、SPDエントリ＃1によってバイパスされます。
o [C] does not match PAD entries #1 or #2 but does match entry #3, the BTNS wildcard PAD entry. The SPD is searched by [C]'s address, and SPD entry #4 is matched. CHILD SAs are then allowed that have [SG-A]'s address and [C]'s address as the end-point addresses, provided that [C]'s address is neither [Q]'s nor any of [B]'s (see Section 2). See the last bullet item below.
o [c]はパッドエントリ＃1または＃2を一致させませんが、BTNSワイルドカードパッドエントリであるエントリ＃3と一致します。SPDは[C]のアドレスで検索され、SPDエントリ＃4が一致します。その後、[c]のアドレスが[q]の[q]でも[b]のいずれでもない場合、エンドポイントアドレスとして[sg-a]のアドレスと[c]のアドレスを持つ子供のsasが許可されます。'（セクション2を参照）。以下の最後の弾丸項目を参照してください。
o A rogue BTNS node attempting to assert [Q]'s or [B]'s addresses will either match the PAD entries for [Q] or [B] and fail to authenticate as [Q] or [B], in which case they are rejected, or they will match PAD entry #3 but will not be allowed to create CHILD SAs with [Q]'s or [B]'s addresses as traffic selectors.
o [Q]または[B]のアドレスをアサートしようとするRogue BTNSノードは、[Q]または[B]のパッドエントリと一致し、[Q]または[B]として認証できません。拒否されるか、パッドエントリ＃3に一致しますが、トラフィックセレクターとして[Q]または[b]のアドレスを使用して子SASを作成することは許可されません。
o A rogue BTNS node attempting to establish an SA whereby the rogue node asserts [C]'s address will succeed at establishing such an SA. Protection for [C] requires additional bindings of [C]'s specific BTNS ID (that is, its public key) to its traffic flows through connection latching and channel binding or through leap-of-faith, none of which are described here.
o Rogueノードが[C]のアドレスがそのようなSAを確立することに成功すると主張するSAを確立しようとするRogue BTNSノード。[c]の保護には、[c]の特定のBTNS ID（つまり、その公開鍵）の追加のバインディングが、接続ラッチとチャネル結合、または葉の葉を通るトラフィックの流れを伴います。
[Q] is an NFSv4 server.
[Q]はNFSV4サーバーです。
[Q] is a native IPsec implementation, and its NFSv4 implementation is IPsec-aware.
[Q]はネイティブIPSECの実装であり、そのNFSV4の実装はIPSECに対応しています。
[Q] wants to protect all traffic with [A]. [Q] also wants to protect NFSv4 traffic with all peers. Its PAD and SPD are configured as follows:
[Q]は、[a]ですべてのトラフィックを保護したいと考えています。[Q]また、すべてのピアでNFSV4トラフィックを保護したいと考えています。そのパッドとSPDは次のように構成されています：
Child SA
Rule Remote ID IDs allowed SPD Search by
---- --------- ----------- -------------
1 <[A]'s ID> <[A]'s address> by-IP
2 PUBLICKEY:any ANY by-IP
The last entry is the BTNS entry.
最後のエントリはBTNSエントリです。
Figure 4: [Q] PAD Table
図4：[Q]パッドテーブル
Rule Local Remote Next Layer BTNS Action
addr addr Protocol ok
---- ----- ------ ---------- ---- -----------------------
1 [Q] [A] ANY no PROTECT(ESP,tunnel,AES,
SHA256)
2 [Q] ANY ANY yes PROTECT(ESP,transport,
with integr+conf)
port 2049
Figure 5: [Q] SPD Table
図5：[Q] SPDテーブル
The same analysis shown above in Section 3.1 applies here with respect to [SG-A], [C], and rogue peers. The second SPD entry permits any BTNS-capable node to negotiate a port-specific SA to port 2049, the port on which NFSv4 runs. Additionally, [SG-B] is treated as a BTNS peer as it is not known to [Q], and therefore any host behind [SG-B] can access the NFSv4 service on [Q]. As [Q] has no formal relationship with [SG-B], rogues can impersonate [B] (i.e., assert [B]'s addresses).
セクション3.1に上記の同じ分析は、[SG-A]、[C]、および不正なピアに関してここに適用されます。2番目のSPDエントリにより、BTNS対応ノードは、NFSV4が実行されるポートであるポート2049にポート固有のSAをネゴシエートすることができます。さらに、[SG-B]は[Q]に知られていないため、BTNSピアとして扱われます。したがって、[SG-B]の背後にあるホストは[Q]でNFSV4サービスにアクセスできます。[Q]は[SG-B]と正式な関係がないため、Roguesは[B]（つまり、[B]のアドレスをAssert [B]のアドレス）になりすませることができます。
[C] supports only BTNS and wants to use BTNS to protect NFSv4 traffic. Its PAD and SPD are configured as follows:
[c]はBTNのみをサポートし、NFSV4トラフィックを保護するためにBTNを使用したいと考えています。そのパッドとSPDは次のように構成されています：
Child SA
Rule Remote ID IDs allowed SPD Search by
---- --------- ----------- -------------
1 PUBLICKEY:any ANY by-IP
The last (and only) entry is the BTNS entry.
最後の（および唯一の）エントリはBTNSエントリです。
Figure 6: [Q] PAD Table
図6：[Q]パッドテーブル
Rule Local Remote Next Layer BTNS Action
addr addr Protocol ok
---- ----- ------ ---------- ---- -----------------------
1 [C] ANY ANY yes PROTECT(ESP,transport,
with integr+conf)
port
2049
2 [C] ANY ANY N/A BYPASS
2 [c]任意のn/aバイパス
Figure 7: [SG-A] SPD Table
図7：[SG-A] SPDテーブル
The analysis from Section 3.1 applies as follows:
セクション3.1の分析は次のように適用されます。
o Communication with [Q] on port 2049 matches SPD entry number 1. This causes [C] to initiate an IKEv2 exchange with [Q]. The PAD entry on [C] causes it to not care what identity [Q] asserts. Further authentication (and channel binding) could occur within the NFSv4 protocol.
o ポート2049での[Q]との通信は、SPDエントリ番号1と一致します。[c]のパッドエントリは、アイデンティティ[q]が主張するものを気にしないようにします。NFSV4プロトコル内で、さらなる認証（およびチャネルバインディング）が発生する可能性があります。
o Communication with [A], [B], or any other internet machine (including [Q]), occurs in the clear, so long as it is not on port 2049.
o [a]、[b]、または他のインターネットマシン（[q]を含む）との通信は、ポート2049にない限り、明確に発生します。
o All analysis about rogue BTNS nodes applies, but they can only assert SAs for port 2049.
o Rogue BTNSノードに関するすべての分析は適用されますが、ポート2049のSASのみを主張することができます。
If [SG-A] were not BTNS capable, then it would not have PAD and SPD entries #3 and #4, respectively, in example #1. Then [C] would be rejected as usual under the standard IPsec model [RFC4301].
[SG-A]がBTNSが能力を持っていない場合、例＃1にはそれぞれPADおよびSPDエントリ＃3と＃4がありません。[C]は、標準のIPSECモデル[RFC4301]で通常どおり拒否されます。
Similarly, if [Q] were not BTNS capable, then it would not have PAD and SPD entries #2 in example #2. Then [C] would be rejected as usual under the standard IPsec model [RFC4301].
同様に、[Q]がbtns能力がない場合、例＃2にはPADおよびSPDエントリ＃2がありません。[C]は、標準のIPSECモデル[RFC4301]で通常どおり拒否されます。
Unauthenticated security association negotiation is subject to man-in-the-middle (MITM) attacks and should be used with care. Where security infrastructures are lacking, this may indeed be better than nothing.
無慈悲なセキュリティ協会の交渉は、中間者（MITM）攻撃の対象となり、注意して使用する必要があります。セキュリティインフラストラクチャが不足している場合、これは実際に何もないよりも優れている可能性があります。
Use with applications that bind authentication at higher network layers to secure channels at lower layers may provide one secure way to use unauthenticated IPsec, but this is not specified herein.
より高いネットワークレイヤーで認証をバインドするアプリケーションで使用して、下位層でチャネルを保護することで、未認定のIPSECを使用する安全な1つの方法を提供できますが、これはここでは指定されていません。
The BTNS PAD entry must be last and its child SA ID constraints must be non-overlapping with any other PAD entry, as described in Section 2. This will ensure that no BTNS peer can impersonate another IPsec non-BTNS peer.
BTNSパッドエントリは最後でなければならず、セクション2で説明されているように、その他のパッドエントリは、その子のSA IDの制約は他のパッドエントリでは違反していない必要があります。
BTNS is subject to MITM attacks. One way to protect against MITM attacks subsequent to initial communications is to use "connection latching" [ConnLatch]. In connection latching, upper layer protocols (ULPs) cooperate with IPsec to bind discrete packet flows to sequences of similar SAs. Connection latching requires native IPsec implementations.
BTNSはMITM攻撃の対象となります。初期通信に続いてMITM攻撃から保護する1つの方法は、「接続ラッチ」[Connlatch]を使用することです。ラッチングに関連して、上層層プロトコル（ULPS）はIPSECと協力して、類似のSAのシーケンスに個別のパケットフローを結合します。接続ラッチには、ネイティブのIPSEC実装が必要です。
MITMs can be detected by using application-layer authentication frameworks and/or mechanisms, such as the GSS-API [RFC2743], with channel binding [RFC5056]. IPsec "channels" are nothing other than latched connections.
MITMは、チャネル結合[RFC5056]で、GSS-API [RFC2743]などのアプリケーション層認証フレームワークおよび/またはメカニズムを使用して検出できます。IPSEC「チャネル」は、ラッチされた接続に他なりません。
"Leap of faith" is the term generally used when a user accepts the assertion that a given key identifies a peer on the first communication (despite a lack of strong evidence for that assertion), and then remembers this association for future communications. Specifically this is a common mode of operation for Secure Shell [RFC4251] clients. When a server is encountered for the first time, the Secure Shell client may ask the user whether to accept the server's public key. If so, the client records the server's name (as given by the user) and public key in a database.
「Leap of Faith」とは、ユーザーが特定のキーが最初のコミュニケーションでピアを特定しているという主張を受け入れるときに一般的に使用される用語です（その主張の強力な証拠がないにもかかわらず）、そしてこの将来のコミュニケーションのためのこの関連を覚えています。具体的には、これは安全なシェル[RFC4251]クライアントの一般的な動作モードです。サーバーが初めて遭遇したとき、Secure Shellクライアントは、サーバーの公開キーを受け入れるかどうかをユーザーに尋ねることができます。その場合、クライアントはデータベースにサーバーの名前（ユーザーが指定）と公開キーを記録します。
Leap of faith can work in a similar way for BTNS nodes, but it is currently still being designed and specified by the IETF BTNS WG.
Leap of Faithは、BTNSノードでも同様の方法で機能しますが、現在、IETF BTNS WGによって設計および指定されています。
Thanks to the following reviewer: Stephen Kent.
次のレビュアーに感謝します：Stephen Kent。
[RFC2119] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
[RFC2119] Bradner、S。、「要件レベルを示すためにRFCで使用するためのキーワード」、BCP 14、RFC 2119、1997年3月。
[RFC4301] Kent, S. and K. Seo, "Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 4301, December 2005.
[RFC4301] Kent、S。およびK. SEO、「インターネットプロトコルのセキュリティアーキテクチャ」、RFC 4301、2005年12月。
[ConnLatch] Williams, N., "IPsec Channels: Connection Latching", Work in Progress, April 2008.
[Connlatch]ウィリアムズ、N。、「IPSECチャネル：接続ラッチング」、2008年4月、進行中の作業。
[RFC2401] Kent, S. and R. Atkinson, "Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 2401, November 1998.
[RFC2401] Kent、S。およびR. Atkinson、「インターネットプロトコルのセキュリティアーキテクチャ」、RFC 2401、1998年11月。
[RFC2408] Maughan, D., Schneider, M., and M. Schertler, "Internet Security Association and Key Management Protocol (ISAKMP)", RFC 2408, November 1998.
[RFC2408] Maughan、D.、Schneider、M。、およびM. Schertler、「Internet Security Association and Key Management Protocol（ISAKMP）」、RFC 2408、1998年11月。
[RFC2409] Harkins, D. and D. Carrel, "The Internet Key Exchange (IKE)", RFC 2409, November 1998.
[RFC2409] Harkins、D。およびD. Carrel、「The Internet Key Exchange（IKE）」、RFC 2409、1998年11月。
[RFC2743] Linn, J., "Generic Security Service Application Program Interface Version 2, Update 1", RFC 2743, January 2000.
[RFC2743] Linn、J。、「Generic Security Service Application Program Interfaceバージョン2、Update 1」、RFC 2743、2000年1月。
[RFC4251] Ylonen, T. and C. Lonvick, "The Secure Shell (SSH) Protocol Architecture", RFC 4251, January 2006.
[RFC4251] Ylonen、T。およびC. Lonvick、「The Secure Shell（SSH）プロトコルアーキテクチャ」、RFC 4251、2006年1月。
[RFC4306] Kaufman, C., "Internet Key Exchange (IKEv2) Protocol", RFC 4306, December 2005.
[RFC4306] Kaufman、C。、「Internet Key Exchange（IKEV2）プロトコル」、RFC 4306、2005年12月。
[RFC5056] Williams, N., "On the Use of Channel Bindings to Secure Channels", RFC 5056, November 2007.
[RFC5056]ウィリアムズ、N。、「チャンネルを保護するためのチャネルバインディングの使用について」、RFC 5056、2007年11月。
[RFC5387] Touch, J., Black, D., and Y. Wang, "Problem and Applicability Statement for Better-Than-Nothing Security (BTNS)", RFC 5387, November 2008.
[RFC5387] Touch、J.、Black、D。、およびY. Wang、「より良いより良いセキュリティ（BTNS）の問題と適用声明」、RFC 5387、2008年11月。
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