[要約] 要約：RFC 8784は、IKEv2プロトコルにおける事前共有キーの混合を介したポスト量子セキュリティの実現を目指しています。目的：このRFCの目的は、IKEv2プロトコルを拡張し、ポスト量子セキュリティを提供するために、事前共有キーの混合をサポートすることです。
Internet Engineering Task Force (IETF) S. Fluhrer
Request for Comments: 8784 P. Kampanakis
Category: Standards Track D. McGrew
ISSN: 2070-1721 Cisco Systems
V. Smyslov
ELVIS-PLUS
June 2020
Mixing Preshared Keys in the Internet Key Exchange Protocol Version 2 (IKEv2) for Post-quantum Security
ポスト量子セキュリティのためのインターネットキーエクスチェンジプロトコルバージョン2（IKEv2）での事前共有キーの混合
Abstract
概要
The possibility of quantum computers poses a serious challenge to cryptographic algorithms deployed widely today. The Internet Key Exchange Protocol Version 2 (IKEv2) is one example of a cryptosystem that could be broken; someone storing VPN communications today could decrypt them at a later time when a quantum computer is available. It is anticipated that IKEv2 will be extended to support quantum-secure key exchange algorithms; however, that is not likely to happen in the near term. To address this problem before then, this document describes an extension of IKEv2 to allow it to be resistant to a quantum computer by using preshared keys.
量子コンピュータの可能性は、今日広く展開されている暗号アルゴリズムに深刻な挑戦をもたらします。インターネットキーエクスチェンジプロトコルバージョン2（IKEv2）は、壊れる可能性がある暗号システムの一例です。今日、VPN通信を保存している誰かが、量子コンピュータが利用可能になったときに、それらを復号化することができます。 IKEv2は、量子安全な鍵交換アルゴリズムをサポートするように拡張されることが予想されます。しかし、それは短期的には起こりそうにありません。その前にこの問題に対処するために、このドキュメントでは、事前共有キーを使用することにより、IKEv2が量子コンピューターに耐性を持つことを可能にするIKEv2の拡張について説明します。
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本文書の状態
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このドキュメントは、IETF（Internet Engineering Task Force）の製品です。これは、IETFコミュニティのコンセンサスを表しています。公開レビューを受け、インターネットエンジニアリングステアリンググループ（IESG）による公開が承認されました。インターネット標準の詳細については、RFC 7841のセクション2をご覧ください。
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Table of Contents
目次
1. Introduction
1.1. Requirements Language
2. Assumptions
3. Exchanges
4. Upgrade Procedure
5. PPK
5.1. PPK_ID Format
5.2. Operational Considerations
5.2.1. PPK Distribution
5.2.2. Group PPK
5.2.3. PPK-Only Authentication
6. Security Considerations
7. IANA Considerations
8. References
8.1. Normative References
8.2. Informative References
Appendix A. Discussion and Rationale
Acknowledgements
Authors' Addresses
Recent achievements in developing quantum computers demonstrate that it is probably feasible to build one that is cryptographically significant. If such a computer is implemented, many of the cryptographic algorithms and protocols currently in use would be insecure. A quantum computer would be able to solve Diffie-Hellman (DH) and Elliptic Curve Diffie-Hellman (ECDH) problems in polynomial time [C2PQ], and this would imply that the security of existing IKEv2 [RFC7296] systems would be compromised. IKEv1 [RFC2409], when used with strong preshared keys, is not vulnerable to quantum attacks because those keys are one of the inputs to the key derivation function. If the preshared key has sufficient entropy and the Pseudorandom Function (PRF), encryption, and authentication transforms are quantum secure, then the resulting system is believed to be quantum secure -- that is, secure against classical attackers of today or future attackers with a quantum computer.
量子コンピュータの開発における最近の成果は、暗号的に重要なものを構築することがおそらく実行可能であることを示しています。そのようなコンピュータが実装されている場合、現在使用されている暗号化アルゴリズムとプロトコルの多くは安全ではありません。量子コンピューターは、多項式時間[C2PQ]でDiffie-Hellman（DH）および楕円曲線Diffie-Hellman（ECDH）の問題を解決でき、これは既存のIKEv2 [RFC7296]システムのセキュリティが危険にさらされることを意味します。 IKEv1 [RFC2409]を強力な事前共有キーと共に使用した場合、これらのキーはキー導出関数への入力の1つであるため、量子攻撃に対して脆弱ではありません。事前共有鍵に十分なエントロピーがあり、疑似ランダム関数（PRF）、暗号化、および認証変換が量子安全である場合、結果のシステムは量子安全であると考えられます。つまり、今日または将来の攻撃者の古典的な攻撃者に対して安全です。量子コンピューター。
This document describes a way to extend IKEv2 to have a similar property; assuming that the two end systems share a long secret key, then the resulting exchange is quantum secure. By bringing post-quantum security to IKEv2, this document removes the need to use an obsolete version of IKE in order to achieve that security goal.
このドキュメントでは、IKEv2を拡張して同様のプロパティを設定する方法について説明します。 2つのエンドシステムが長い秘密鍵を共有すると想定すると、結果として生じる交換は量子的に安全になります。このドキュメントでは、IKEv2にポストクォンタムセキュリティを導入することで、そのセキュリティ目標を達成するために廃止されたバージョンのIKEを使用する必要がなくなります。
The general idea is that we add an additional secret that is shared between the initiator and the responder; this secret is in addition to the authentication method that is already provided within IKEv2. We stir this secret into the SK_d value, which is used to generate the key material (KEYMAT) for the Child Security Associations (SAs) and the SKEYSEED for the IKE SAs created as a result of the initial IKE SA rekey. This secret provides quantum resistance to the IPsec SAs and any subsequent IKE SAs. We also stir the secret into the SK_pi and SK_pr values; this allows both sides to detect a secret mismatch cleanly.
一般的なアイデアは、イニシエーターとレスポンダーの間で共有される追加の秘密を追加することです。この秘密は、IKEv2内ですでに提供されている認証方法に追加されます。この秘密をSK_d値にかき混ぜます。この値を使用して、Child Security Association（SA）のキーマテリアル（KEYMAT）と、最初のIKE SAキー再生成の結果として作成されたIKE SAのSKEYSEEDが生成されます。このシークレットは、IPsec SAおよび後続のIKE SAに量子抵抗を提供します。また、秘密をSK_piおよびSK_pr値にかき混ぜます。これにより、両側で秘密の不一致をきれいに検出できます。
It was considered important to minimize the changes to IKEv2. The existing mechanisms to perform authentication and key exchange remain in place (that is, we continue to perform (EC)DH and potentially PKI authentication if configured). This document does not replace the authentication checks that the protocol does; instead, they are strengthened by using an additional secret key.
IKEv2への変更を最小限に抑えることが重要であると考えられました。認証と鍵交換を実行するための既存のメカニズムはそのままです（つまり、構成されている場合は（EC）DHと潜在的にPKI認証を実行し続けます）。このドキュメントは、プロトコルが行う認証チェックに代わるものではありません。代わりに、追加の秘密鍵を使用して強化されます。
The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "NOT RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in BCP 14 [RFC2119] [RFC8174] when, and only when, they appear in all capitals, as shown here.
キーワード「MUST」、「MUST NOT」、「REQUIRED」、「SHALL」、「SHALL NOT」、「SHOULD」、「SHOULD NOT」、「RECOMMENDED」、「NOT RECOMMENDED」、「MAY」、「OPTIONALこのドキュメントの「」は、BCP 14 [RFC2119] [RFC8174]で説明されているように解釈されます。
We assume that each IKE peer has a list of Post-quantum Preshared Keys (PPKs) along with their identifiers (PPK_ID), and any potential IKE initiator selects which PPK to use with any specific responder. In addition, implementations have a configurable flag that determines whether this PPK is mandatory. This PPK is independent of the preshared key (if any) that the IKEv2 protocol uses to perform authentication (because the preshared key in IKEv2 is not used for any key derivation and thus doesn't protect against quantum computers). The PPK-specific configuration that is assumed to be on each node consists of the following tuple:
各IKEピアには、識別子（PPK_ID）とともにポスト量子事前共有キー（PPK）のリストがあり、潜在的なIKEイニシエーターは、特定のレスポンダーで使用するPPKを選択すると想定しています。さらに、実装には、このPPKが必須かどうかを決定する構成可能なフラグがあります。このPPKは、IKEv2プロトコルが認証の実行に使用する事前共有キー（存在する場合）とは無関係です（IKEv2の事前共有キーはキーの導出に使用されないため、量子コンピューターから保護されないため）。各ノードにあると想定されるPPK固有の構成は、次のタプルで構成されます。
Peer, PPK, PPK_ID, mandatory_or_not
ピア、PPK、PPK_ID、必須_or_not
We assume the reader is familiar with the payload notation defined in Section 1.2 of [RFC7296].
読者は、[RFC7296]のセクション1.2で定義されているペイロード表記に精通していることを前提としています。
If the initiator is configured to use a PPK with the responder (whether or not the use of the PPK is mandatory), then it MUST include a notification USE_PPK in the IKE_SA_INIT request message as follows:
イニシエーターがレスポンダーでPPKを使用するように構成されている場合（PPKの使用が必須かどうかに関係なく）、次のようにIKE_SA_INIT要求メッセージにUSE_PPK通知を含める必要があります。
Initiator Responder
------------------------------------------------------------------
HDR, SAi1, KEi, Ni, N(USE_PPK) --->
N(USE_PPK) is a status notification payload with the type 16435; it has a protocol ID of 0, no Security Parameter Index (SPI), and no notification data associated with it.
N（USE_PPK）はタイプ16435のステータス通知ペイロードです。プロトコルIDが0、セキュリティパラメータインデックス（SPI）、通知データが関連付けられていません。
If the initiator needs to resend this initial message with a COOKIE notification, then the resend would include the USE_PPK notification if the original message did (see Section 2.6 of [RFC7296]).
イニシエーターがこの初期メッセージをCOOKIE通知で再送信する必要がある場合、元のメッセージがそうであった場合、再送信にはUSE_PPK通知が含まれます（[RFC7296]のセクション2.6を参照）。
If the responder does not support this specification or does not have any PPK configured, then it ignores the received notification (as defined in [RFC7296] for unknown status notifications) and continues with the IKEv2 protocol as normal. Otherwise, the responder replies with the IKE_SA_INIT message, including a USE_PPK notification in the response:
レスポンダがこの仕様をサポートしていない場合、またはPPKが構成されていない場合は、受信した通知（[RFC7296]で定義されている不明なステータス通知について）を無視して、通常どおりIKEv2プロトコルを続行します。それ以外の場合、レスポンダは、応答にUSE_PPK通知を含め、IKE_SA_INITメッセージで応答します。
Initiator Responder
------------------------------------------------------------------
<--- HDR, SAr1, KEr, Nr, [CERTREQ,] N(USE_PPK)
When the initiator receives this reply, it checks whether the responder included the USE_PPK notification. If the responder did not include the USE_PPK notification and the flag mandatory_or_not indicates that using PPKs is mandatory for communication with this responder, then the initiator MUST abort the exchange. This situation may happen in case of misconfiguration, i.e., when the initiator believes it has a mandatory-to-use PPK for the responder and the responder either doesn't support PPKs at all or doesn't have any PPK configured for the initiator. See Section 6 for discussion of the possible impacts of this situation.
イニシエータはこの応答を受信すると、レスポンダにUSE_PPK通知が含まれているかどうかを確認します。レスポンダにUSE_PPK通知が含まれておらず、フラグrequired_or_notがこのレスポンダとの通信にPPKの使用が必須であることを示している場合、イニシエータは交換を中止する必要があります。この状況は、設定に誤りがある場合、つまり、イニシエーターがレスポンダに使用する必須のPPKを持っていると信じ、レスポンダがPPKをまったくサポートしていないか、イニシエータに設定されているPPKがない場合に発生する可能性があります。この状況の考えられる影響については、セクション6を参照してください。
If the responder did not include the USE_PPK notification and using a PPK for this particular responder is optional, then the initiator continues with the IKEv2 protocol as normal, without using PPKs.
レスポンダにUSE_PPK通知が含まれておらず、この特定のレスポンダに対するPPKの使用がオプションである場合、イニシエータはPPKを使用せずに通常どおりIKEv2プロトコルを続行します。
If the responder did include the USE_PPK notification, then the initiator selects a PPK, along with its identifier PPK_ID. Then, it computes this modification of the standard IKEv2 key derivation from Section 2.14 of [RFC7296]:
レスポンダにUSE_PPK通知が含まれている場合、イニシエータはPPKとその識別子PPK_IDを選択します。次に、[RFC7296]のセクション2.14からの標準IKEv2キー導出のこの変更を計算します。
SKEYSEED = prf(Ni | Nr, g^ir)
{SK_d' | SK_ai | SK_ar | SK_ei | SK_er | SK_pi' | SK_pr'}
= prf+ (SKEYSEED, Ni | Nr | SPIi | SPIr)
SK_d = prf+ (PPK, SK_d')
SK_pi = prf+ (PPK, SK_pi')
SK_pr = prf+ (PPK, SK_pr')
That is, we use the standard IKEv2 key derivation process, except that the three resulting subkeys SK_d, SK_pi, and SK_pr (marked with primes in the formula above) are then run through the prf+ again, this time using the PPK as the key. The result is the unprimed versions of these keys, which are then used as inputs to subsequent steps of the IKEv2 exchange.
つまり、標準のIKEv2キー導出プロセスを使用します。ただし、3つのサブキーSK_d、SK_pi、およびSK_pr（上記の式でプライムでマークされています）が再びprf +を介して実行されますが、今回はPPKをキーとして使用します。その結果、これらのキーのプライミングされていないバージョンが得られ、IKEv2交換の後続のステップへの入力として使用されます。
Using a prf+ construction ensures that it is always possible to get the resulting keys of the same size as the initial ones, even if the underlying PRF has an output size different from its key size. Note that at the time of this writing, all PRFs defined for use in IKEv2 (see the "Transform Type 2 - Pseudorandom Function Transform IDs" subregistry [IANA-IKEV2]) have an output size equal to the (preferred) key size. For such PRFs, only the first iteration of prf+ is needed:
prf +構造を使用すると、基になるPRFの出力サイズがキーサイズと異なる場合でも、結果のキーを最初のキーと同じサイズで常に取得できます。この記事の執筆時点では、IKEv2で使用するために定義されたすべてのPRF（「変換タイプ2-疑似ランダム関数の変換ID」サブレジストリ[IANA-IKEV2]を参照）の出力サイズは（推奨）キーサイズに等しいことに注意してください。このようなPRFでは、prf +の最初の反復のみが必要です。
SK_d = prf (PPK, SK_d' | 0x01) SK_pi = prf (PPK, SK_pi' | 0x01) SK_pr = prf (PPK, SK_pr' | 0x01)
sc_d = prf（ppp、sc_d '| 0x01）sc_p = prf（ppp、sc_p' | 0x01）sc_per = prf（ppp、sc_per '| 0x01）
Note that the PPK is used in SK_d, SK_pi, and SK_pr calculations only during the initial IKE SA setup. It MUST NOT be used when these subkeys are calculated as result of IKE SA rekey, resumption, or other similar operations.
PPKは、最初のIKE SAセットアップ時にのみ、SK_d、SK_pi、およびSK_prの計算で使用されることに注意してください。これらのサブキーがIKE SAのキー再生成、再開、またはその他の同様の操作の結果として計算される場合は、使用しないでください。
The initiator then sends the IKE_AUTH request message, including the PPK_ID value as follows:
次に、イニシエーターは、PPK_ID値を含むIKE_AUTH要求メッセージを次のように送信します。
Initiator Responder
------------------------------------------------------------------
HDR, SK {IDi, [CERT,] [CERTREQ,]
[IDr,] AUTH, SAi2,
TSi, TSr, N(PPK_IDENTITY, PPK_ID), [N(NO_PPK_AUTH)]} --->
PPK_IDENTITY is a status notification with the type 16436; it has a protocol ID of 0, no SPI, and notification data that consists of the identifier PPK_ID.
PPK_IDENTITYは、タイプ16436のステータス通知です。プロトコルIDは0、SPIはなく、PPK_ID識別子で構成される通知データがあります。
A situation may happen when the responder has some PPKs but doesn't have a PPK with the PPK_ID received from the initiator. In this case, the responder cannot continue with the PPK (in particular, it cannot authenticate the initiator), but the responder could be able to continue with the normal IKEv2 protocol if the initiator provided its authentication data computed as in the normal IKEv2 without using PPKs. For this purpose, if using PPKs for communication with this responder is optional for the initiator (based on the mandatory_or_not flag), then the initiator MUST include a NO_PPK_AUTH notification in the above message. This notification informs the responder that PPKs are optional and allows for authenticating the initiator without using PPKs.
レスポンダにいくつかのPPKがあるが、イニシエータから受信したPPK_IDを持つPPKがない場合に、状況が発生することがあります。この場合、レスポンダはPPKを続行できません（特に、イニシエータを認証できません）が、イニシエータが通常のIKEv2を使用せずに計算された認証データを提供した場合、レスポンダは通常のIKEv2プロトコルを続行できます。 PPK。この目的のために、このレスポンダとの通信にPPKを使用することがイニシエータにとって必須である場合（必須_or_notフラグに基づく）、イニシエータは上記のメッセージにNO_PPK_AUTH通知を含める必要があります。この通知は、PPKがオプションであり、PPKを使用せずにイニシエーターを認証できることをレスポンダーに通知します。
NO_PPK_AUTH is a status notification with the type 16437; it has a protocol ID of 0 and no SPI. The Notification Data field contains the initiator's authentication data computed using SK_pi', which has been computed without using PPKs. This is the same data that would normally be placed in the Authentication Data field of an AUTH payload. Since the Auth Method field is not present in the notification, the authentication method used for computing the authentication data MUST be the same as the method indicated in the AUTH payload. Note that if the initiator decides to include the NO_PPK_AUTH notification, the initiator needs to perform authentication data computation twice, which may consume computation power (e.g., if digital signatures are involved).
NO_PPK_AUTHは、タイプ16437のステータス通知です。プロトコルIDは0で、SPIはありません。通知データフィールドには、PPKを使用せずに計算されたSK_pi 'を使用して計算されたイニシエーターの認証データが含まれます。これは、通常、AUTHペイロードの認証データフィールドに配置されるデータと同じです。 Auth Methodフィールドは通知に存在しないため、認証データの計算に使用される認証方法は、AUTHペイロードで示されている方法と同じである必要があります。イニシエーターがNO_PPK_AUTH通知を含めることを決定した場合、イニシエーターは認証データの計算を2回実行する必要があるため、計算能力を消費する可能性があります（たとえば、デジタル署名が含まれている場合）。
When the responder receives this encrypted exchange, it first computes the values:
レスポンダは、この暗号化された交換を受信すると、最初に値を計算します。
SKEYSEED = prf(Ni | Nr, g^ir)
{SK_d' | SK_ai | SK_ar | SK_ei | SK_er | SK_pi' | SK_pr'}
= prf+ (SKEYSEED, Ni | Nr | SPIi | SPIr)
The responder then uses the SK_ei/SK_ai values to decrypt/check the message and then scans through the payloads for the PPK_ID attached to the PPK_IDENTITY notification. If no PPK_IDENTITY notification is found and the peers successfully exchanged USE_PPK notifications in the IKE_SA_INIT exchange, then the responder MUST send back an AUTHENTICATION_FAILED notification and then fail the negotiation.
次にレスポンダはSK_ei / SK_ai値を使用してメッセージを復号化/チェックし、ペイロードをスキャンしてPPK_IDENTITY通知に添付されたPPK_IDを探します。 PPK_IDENTITY通知が見つからず、ピアがIKE_SA_INIT交換でUSE_PPK通知を正常に交換した場合、レスポンダはAUTHENTICATION_FAILED通知を送り返し、ネゴシエーションに失敗する必要があります。
If the PPK_IDENTITY notification contains a PPK_ID that is not known to the responder or is not configured for use for the identity from the IDi payload, then the responder checks whether using PPKs for this initiator is mandatory and whether the initiator included a NO_PPK_AUTH notification in the message. If using PPKs is mandatory or no NO_PPK_AUTH notification is found, then the responder MUST send back an AUTHENTICATION_FAILED notification and then fail the negotiation. Otherwise (when a PPK is optional and the initiator included a NO_PPK_AUTH notification), the responder MAY continue the regular IKEv2 protocol, except that it uses the data from the NO_PPK_AUTH notification as the authentication data (which usually resides in the AUTH payload) for the purpose of the initiator authentication. Note that the authentication method is still indicated in the AUTH payload.
PPK_IDENTITY通知にレスポンダーに認識されていない、またはIDiペイロードからのIDに使用するように構成されていないPPK_IDが含まれている場合、レスポンダーはこのイニシエーターにPPKを使用する必要があるかどうか、およびイニシエーターがNO_PPK_AUTH通知をメッセージ。 PPKの使用が必須であるか、NO_PPK_AUTH通知が見つからない場合、レスポンダはAUTHENTICATION_FAILED通知を送り返し、ネゴシエーションに失敗する必要があります。それ以外の場合（PPKがオプションであり、イニシエーターにNO_PPK_AUTH通知が含まれている場合）、レスポンダーは、通常のIKEv2プロトコルを続行できます（MAY）。ただし、NO_PPK_AUTH通知のデータを認証データ（通常はAUTHペイロードにある）として使用します。イニシエーター認証の目的。認証方法は引き続きAUTHペイロードに示されていることに注意してください。
Table 1 summarizes the above logic for the responder:
表1は、レスポンダーに関する上記のロジックを要約したものです。
+==========+=============+============+===========+================+
| Received | Received | Configured | PPK is | Action |
| USE_PPK | NO_PPK_AUTH | with PPK | Mandatory | |
+==========+=============+============+===========+================+
| No | * | No | * | Standard IKEv2 |
| | | | | protocol |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
| No | * | Yes | No | Standard IKEv2 |
| | | | | protocol |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
| No | * | Yes | Yes | Abort |
| | | | | negotiation |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
| Yes | No | No | * | Abort |
| | | | | negotiation |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
| Yes | Yes | No | Yes | Abort |
| | | | | negotiation |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
| Yes | Yes | No | No | Standard IKEv2 |
| | | | | protocol |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
| Yes | * | Yes | * | Use PPK |
+----------+-------------+------------+-----------+----------------+
Table 1
表1
If a PPK is in use, then the responder extracts the corresponding PPK and computes the following values:
PPKが使用中の場合、レスポンダは対応するPPKを抽出し、次の値を計算します。
SK_d = prf+ (PPK, SK_d')
SK_pi = prf+ (PPK, SK_pi')
SK_pr = prf+ (PPK, SK_pr')
The responder then continues with the IKE_AUTH exchange (validating the AUTH payload that the initiator included) as usual and sends back a response, which includes the PPK_IDENTITY notification with no data to indicate that the PPK is used in the exchange:
その後、レスポンダは通常どおりIKE_AUTH交換（イニシエータに含まれていたAUTHペイロードの検証）を続行し、PPK_IDENTITY通知を含む応答を返します。PPK_IDENTITY通知には、PPKが交換で使用されていることを示すデータがありません。
Initiator Responder
------------------------------------------------------------------
<-- HDR, SK {IDr, [CERT,]
AUTH, SAr2,
TSi, TSr, N(PPK_IDENTITY)}
When the initiator receives the response, it checks for the presence of the PPK_IDENTITY notification. If it receives one, it marks the SA as using the configured PPK to generate SK_d, SK_pi, and SK_pr (as shown above); the content of the received PPK_IDENTITY (if any) MUST be ignored. If the initiator does not receive the PPK_IDENTITY, it MUST either fail the IKE SA negotiation sending the AUTHENTICATION_FAILED notification in the INFORMATIONAL exchange (if the PPK was configured as mandatory) or continue without using the PPK (if the PPK was not configured as mandatory and the initiator included the NO_PPK_AUTH notification in the request).
イニシエーターは応答を受信すると、PPK_IDENTITY通知の存在を確認します。受信した場合、SAを構成済みのPPKを使用してSK_d、SK_pi、およびSK_prを生成するようにマークします（上記を参照）。受信したPPK_IDENTITY（存在する場合）の内容は無視する必要があります。イニシエーターがPPK_IDENTITYを受信しない場合は、INFORMATIONAL交換でAUTHENTICATION_FAILED通知を送信するIKE SAネゴシエーションに失敗するか（PPKが必須として構成されている場合）、PPKを使用せずに続行する必要があります（PPKが必須として構成されていない場合）イニシエーターは、要求にNO_PPK_AUTH通知を含めました）。
If the Extensible Authentication Protocol (EAP) is used in the IKE_AUTH exchange, then the initiator doesn't include the AUTH payload in the first request message; however, the responder sends back the AUTH payload in the first reply. The peers then exchange AUTH payloads after EAP is successfully completed. As a result, the responder sends the AUTH payload twice -- in the first and last IKE_AUTH reply message -- while the initiator sends the AUTH payload only in the last IKE_AUTH request. See more details about EAP authentication in IKEv2 in Section 2.16 of [RFC7296].
拡張認証プロトコル（EAP）がIKE_AUTH交換で使用されている場合、イニシエーターは最初の要求メッセージにAUTHペイロードを含めません。ただし、レスポンダは最初の応答でAUTHペイロードを送り返します。ピアは、EAPが正常に完了した後でAUTHペイロードを交換します。その結果、応答側はAUTHペイロードを2回送信します-最初と最後のIKE_AUTH応答メッセージで-イニシエーターは最後のIKE_AUTH要求でのみAUTHペイロードを送信します。 [RFC7296]のセクション2.16にあるIKEv2でのEAP認証の詳細をご覧ください。
The general rule for using a PPK in the IKE_AUTH exchange, which covers the EAP authentication case too, is that the initiator includes a PPK_IDENTITY (and optionally a NO_PPK_AUTH) notification in the request message containing the AUTH payload. Therefore, in case of EAP, the responder always computes the AUTH payload in the first IKE_AUTH reply message without using a PPK (by means of SK_pr'), since PPK_ID is not yet known to the responder. Once the IKE_AUTH request message containing the PPK_IDENTITY notification is received, the responder follows the rules described above for the non-EAP authentication case.
IKE認証の交換でPPKを使用するための一般的なルールは、EAP認証の場合もカバーし、イニシエーターがAUTHペイロードを含む要求メッセージにPPK_IDENTITY（およびオプションでNO_PPK_AUTH）通知を含めることです。したがって、EAPの場合、PPK_IDはまだレスポンダに知られていないため、レスポンダは常にPPKを使用せずに（SK_pr 'によって）最初のIKE_AUTH応答メッセージでAUTHペイロードを計算します。 PPK_IDENTITY通知を含むIKE_AUTH要求メッセージを受信すると、レスポンダーは、非EAP認証の場合について上記のルールに従います。
Initiator Responder
----------------------------------------------------------------
HDR, SK {IDi, [CERTREQ,]
[IDr,] SAi2,
TSi, TSr} -->
<-- HDR, SK {IDr, [CERT,] AUTH,
EAP}
HDR, SK {EAP} -->
<-- HDR, SK {EAP (success)}
HDR, SK {AUTH,
N(PPK_IDENTITY, PPK_ID)
[, N(NO_PPK_AUTH)]} -->
<-- HDR, SK {AUTH, SAr2, TSi, TSr
[, N(PPK_IDENTITY)]}
Note that the diagram above shows both the cases when the responder uses a PPK and when it chooses not to use it (provided the initiator has included the NO_PPK_AUTH notification); thus, the responder's PPK_IDENTITY notification is marked as optional. Also, note that the IKE_SA_INIT exchange using a PPK is as described above (including exchange of the USE_PPK notifications), regardless of whether or not EAP is employed in the IKE_AUTH.
上の図は、レスポンダがPPKを使用する場合と使用しないことを選択した場合の両方のケースを示していることに注意してください（イニシエータにNO_PPK_AUTH通知が含まれている場合）。したがって、レスポンダのPPK_IDENTITY通知はオプションとしてマークされます。また、IKEがIKE_AUTHで使用されているかどうかに関係なく、PPKを使用したIKE_SA_INIT交換は上記のとおりです（USE_PPK通知の交換を含む）。
This algorithm was designed so that someone can introduce PPKs into an existing IKE network without causing network disruption.
このアルゴリズムは、誰かがネットワークの中断を引き起こすことなく既存のIKEネットワークにPPKを導入できるように設計されました。
In the initial phase of the network upgrade, the network administrator would visit each IKE node and configure:
ネットワークアップグレードの最初のフェーズでは、ネットワーク管理者は各IKEノードにアクセスして、次の設定を行います。
* The set of PPKs (and corresponding PPK_IDs) that this node would need to know.
* このノードが知る必要があるPPK（および対応するPPK_ID）のセット。
* The PPK that will be used for each peer that this node would initiate to.
* このノードが開始する各ピアに使用されるPPK。
* The value "false" for the mandatory_or_not flag for each peer that this node would initiate to (thus indicating that the use of PPKs is not mandatory).
* このノードが開始する各ピアのrequired_or_notフラグの値「false」（したがって、PPKの使用は必須ではないことを示します）。
With this configuration, the node will continue to operate with nodes that have not yet been upgraded. This is due to the USE_PPK notification and the NO_PPK_AUTH notification; if the initiator has not been upgraded, it will not send the USE_PPK notification (and so the responder will know that the peers will not use a PPK). If the responder has not been upgraded, it will not send the USE_PPK notification (and so the initiator will know to not use a PPK). If both peers have been upgraded but the responder isn't yet configured with the PPK for the initiator, then the responder could continue with the standard IKEv2 protocol if the initiator sent a NO_PPK_AUTH notification. If both the responder and initiator have been upgraded and properly configured, they will both realize it, and the Child SAs will be quantum secure.
この構成では、ノードはまだアップグレードされていないノードで動作し続けます。これは、USE_PPK通知とNO_PPK_AUTH通知が原因です。イニシエーターがアップグレードされていない場合、USE_PPK通知は送信されません（したがって、レスポンダーは、ピアがPPKを使用しないことを認識します）。レスポンダーがアップグレードされていない場合、USE_PPK通知は送信されません（そのため、イニシエーターはPPKを使用しないことがわかります）。両方のピアがアップグレードされたが、レスポンダがイニシエータのPPKでまだ構成されていない場合、イニシエータがNO_PPK_AUTH通知を送信すると、レスポンダは標準のIKEv2プロトコルを続行できます。レスポンダとイニシエータの両方がアップグレードされ、適切に構成されている場合、両者はそれを認識し、子SAは量子的に安全です。
As an optional second step, after all nodes have been upgraded, the administrator should then go back through the nodes and mark the use of a PPK as mandatory. This will not affect the strength against a passive attacker, but it would mean that an active attacker with a quantum computer (which is sufficiently fast to be able to break the (EC)DH in real time) would not be able to perform a downgrade attack.
オプションの2番目のステップとして、すべてのノードがアップグレードされた後、管理者はノードに戻り、PPKの使用を必須としてマークする必要があります。これはパッシブ攻撃者に対する強度には影響しませんが、量子コンピューター（リアルタイムで（EC）DHを破壊するのに十分な速さ）を持つアクティブ攻撃者がダウングレードを実行できないことを意味します攻撃。
This standard requires that both the initiator and the responder have a secret PPK value, with the responder selecting the PPK based on the PPK_ID that the initiator sends. In this standard, both the initiator and the responder are configured with fixed PPK and PPK_ID values and perform the lookup based on the PPK_ID value. It is anticipated that later specifications will extend this technique to allow dynamically changing PPK values. To facilitate such an extension, we specify that the PPK_ID the initiator sends will have its first octet be the PPK_ID type value. This document defines two values for the PPK_ID type:
この標準では、イニシエーターとレスポンダーの両方に秘密のPPK値があり、イニシエーターが送信するPPK_IDに基づいてレスポンダーがPPKを選択する必要があります。この標準では、イニシエーターとレスポンダーの両方が固定のPPKおよびPPK_ID値で構成され、PPK_ID値に基づいてルックアップを実行します。今後の仕様では、この手法を拡張して、動的に変化するPPK値を許可する予定です。このような拡張を容易にするために、イニシエーターが送信するPPK_IDの最初のオクテットがPPK_IDタイプの値になるように指定します。このドキュメントでは、PPK_IDタイプの2つの値を定義しています。
* PPK_ID_OPAQUE (1) - For this type, the format of the PPK_ID (and the PPK itself) is not specified by this document; it is assumed to be mutually intelligible by both the initiator and the responder. This PPK_ID type is intended for those implementations that choose not to disclose the type of PPK to active attackers.
* PPK_ID_OPAQUE（1）-このタイプの場合、PPK_ID（およびPPK自体）の形式は、このドキュメントでは指定されていません。イニシエーターとレスポンダーの両方が相互に理解できるものと見なされます。このPPK_IDタイプは、アクティブな攻撃者にPPKのタイプを開示しないことを選択する実装を対象としています。
* PPK_ID_FIXED (2) - In this case, the format of the PPK_ID and the PPK are fixed octet strings; the remaining bytes of the PPK_ID are a configured value. We assume that there is a fixed mapping between PPK_ID and PPK, which is configured locally to both the initiator and the responder. The responder can use the PPK_ID to look up the corresponding PPK value. Not all implementations are able to configure arbitrary octet strings; to improve the potential interoperability, it is recommended that, in the PPK_ID_FIXED case, both the PPK and the PPK_ID strings be limited to the base64 character set [RFC4648].
* PPK_ID_FIXED（2）-この場合、PPK_IDとPPKの形式は固定オクテット文字列です。 PPK_IDの残りのバイトは構成された値です。 PPK_IDとPPKの間には固定のマッピングがあり、イニシエーターとレスポンダーの両方に対してローカルに構成されていると想定しています。レスポンダは、PPK_IDを使用して、対応するPPK値を検索できます。すべての実装が任意のオクテット文字列を構成できるわけではありません。潜在的な相互運用性を向上させるために、PPK_ID_FIXEDの場合、PPKとPPK_IDの両方の文字列をbase64文字セット[RFC4648]に制限することをお勧めします。
The need to maintain several independent sets of security credentials can significantly complicate a security administrator's job and can potentially slow down widespread adoption of this specification. It is anticipated that administrators will try to simplify their job by decreasing the number of credentials they need to maintain. This section describes some of the considerations for PPK management.
いくつかの独立したセキュリティ資格情報のセットを維持する必要があるため、セキュリティ管理者の仕事が大幅に複雑になり、この仕様の普及が遅れる可能性があります。管理者は、維持する必要のある資格情報の数を減らすことにより、業務を簡素化しようとすることが予想されます。このセクションでは、PPK管理に関するいくつかの考慮事項について説明します。
PPK_IDs of the type PPK_ID_FIXED (and the corresponding PPKs) are assumed to be configured within the IKE device in an out-of-band fashion. While the method of distribution is a local matter and is out of scope of this document or IKEv2, [RFC6030] describes a format for the transport and provisioning of symmetric keys. That format could be reused using the PIN profile (defined in Section 10.2 of [RFC6030]) with the "Id" attribute of the <Key> element being the PPK_ID (without the PPK_ID type octet for a PPK_ID_FIXED) and the <Secret> element containing the PPK.
タイプPPK_ID_FIXEDのPPK_ID（および対応するPPK）は、アウトオブバンド方式でIKEデバイス内に構成されていると想定されます。配布の方法はローカルな問題であり、このドキュメントまたはIKEv2の範囲外ですが、[RFC6030]は、対称鍵の転送とプロビジョニングの形式について説明しています。この形式は、<Key>要素の「Id」属性がPPK_ID（PPK_ID_FIXEDのPPK_IDタイプオクテットなし）および<Secret>要素であるPINプロファイル（[RFC6030]のセクション10.2で定義）を使用して再利用できます。 PPKを含みます。
This document doesn't explicitly require that the PPK be unique for each pair of peers. If this is the case, then this solution provides full peer authentication, but it also means that each host must have as many independent PPKs as peers it is going to communicate with. As the number of peers grows, the PPKs will not scale.
このドキュメントでは、PPKがピアのペアごとに一意であることを明示的に要求していません。この場合、このソリューションは完全なピア認証を提供しますが、各ホストが通信するピアと同じ数の独立したPPKを持つ必要があることも意味します。ピアの数が増えると、PPKはスケーリングしません。
It is possible to use a single PPK for a group of users. Since each peer uses classical public key cryptography in addition to a PPK for key exchange and authentication, members of the group can neither impersonate each other nor read each other's traffic unless they use quantum computers to break public key operations. However, group members can record any traffic they have access to that comes from other group members and decrypt it later, when they get access to a quantum computer.
ユーザーのグループに対して単一のPPKを使用することが可能です。各ピアは、鍵交換と認証にPPKに加えて従来の公開鍵暗号を使用するため、グループのメンバーは、量子コンピューターを使用して公開鍵操作を壊さない限り、相互に偽装したり、互いのトラフィックを読み取ったりすることはできません。ただし、グループメンバーは、他のグループメンバーからのアクセス権があるトラフィックを記録し、後で量子コンピューターにアクセスできるように復号化できます。
In addition, the fact that the PPK is known to a (potentially large) group of users makes it more susceptible to theft. When an attacker equipped with a quantum computer gets access to a group PPK, all communications inside the group are revealed.
さらに、PPKが（潜在的に大規模な）ユーザーのグループに知られているという事実により、PPKは盗難の影響を受けやすくなります。量子コンピュータを装備した攻撃者がグループPPKにアクセスすると、グループ内のすべての通信が明らかになります。
For these reasons, using a group PPK is NOT RECOMMENDED.
これらの理由により、グループPPKの使用は推奨されません。
If quantum computers become a reality, classical public key cryptography will provide little security, so administrators may find it attractive not to use it at all for authentication. This will reduce the number of credentials they need to maintain because they only need to maintain PPK credentials. Combining group PPK and PPK-only authentication is NOT RECOMMENDED since, in this case, any member of the group can impersonate any other member, even without the help of quantum computers.
量子コンピューターが現実になると、古典的な公開キー暗号化はほとんどセキュリティを提供しないので、管理者はそれを認証にまったく使用しないことが魅力的であると感じるかもしれません。これにより、PPK資格情報のみを維持する必要があるため、維持する必要のある資格情報の数が減ります。グループPPKとPPKのみの認証を組み合わせることはお勧めしません。この場合、量子コンピューターの助けがなくても、グループのメンバーは他のメンバーになりすますことができるためです。
PPK-only authentication can be achieved in IKEv2 if the NULL Authentication method [RFC7619] is employed. Without PPK, the NULL Authentication method provides no authentication of the peers; however, since a PPK is stirred into the SK_pi and the SK_pr, the peers become authenticated if a PPK is in use. Using PPKs MUST be mandatory for the peers if they advertise support for PPKs in IKE_SA_INIT and use NULL Authentication. Additionally, since the peers are authenticated via PPKs, the ID Type in the IDi/IDr payloads SHOULD NOT be ID_NULL, despite using the NULL Authentication method.
NULL認証方式[RFC7619]を使用すると、IKEv2でPPKのみの認証を実現できます。 PPKがない場合、NULL認証方式はピアの認証を提供しません。ただし、PPKはSK_piとSK_prにかき混ぜられるため、PPKが使用されている場合、ピアは認証されます。 IKE_SA_INITでPPKのサポートを通知し、NULL認証を使用するピアの場合、PPKの使用は必須です。さらに、ピアはPPKを介して認証されるため、NULL認証方式を使用しているにもかかわらず、IDi / IDrペイロードのIDタイプはID_NULLであってはなりません。
A critical consideration is how to ensure the randomness of this post-quantum preshared key. Quantum computers are able to perform Grover's algorithm [GROVER]; that effectively halves the size of a symmetric key. In addition, an adversary impersonating the server, even with a conventional computer, can perform a dictionary search over plausible post-quantum preshared key values. The strongest practice is to ensure that any post-quantum preshared key contains at least 256 bits of entropy; this will provide 128 bits of post-quantum security, while providing security against conventional dictionary attacks. That provides the security equivalent to Category 5 as defined in the NIST Post-Quantum Cryptography Call for Proposals [NISTPQCFP]. Deriving a post-quantum preshared key from a password, name, or other low-entropy source is not secure because of these known attacks.
重要な考慮事項は、このポスト量子事前共有鍵のランダム性をどのように保証するかです。量子コンピューターはグローバーのアルゴリズムを実行することができます[GROVER]。対称鍵のサイズを効果的に半分にします。さらに、サーバーを偽装した攻撃者は、従来のコンピューターを使用していても、もっともらしいポスト量子事前共有キー値に対して辞書検索を実行できます。最も強力な方法は、ポスト量子事前共有鍵に少なくとも256ビットのエントロピーが含まれるようにすることです。これにより、128ビットのポスト量子セキュリティが提供され、従来の辞書攻撃に対するセキュリティが提供されます。これにより、NISTポスト量子暗号化提案の提案[NISTPQCFP]で定義されているカテゴリ5と同等のセキュリティが提供されます。これらの既知の攻撃のため、パスワード、名前、またはその他の低エントロピーソースからポスト量子事前共有キーを取得することは安全ではありません。
With this protocol, the computed SK_d is a function of the PPK. Assuming that the PPK has sufficient entropy (for example, at least 2^(256) possible values), even if an attacker was able to recover the rest of the inputs to the PRF function, it would be infeasible to use Grover's algorithm with a quantum computer to recover the SK_d value. Similarly, all keys that are a function of SK_d, which include all Child SA keys and all keys for subsequent IKE SAs (created when the initial IKE SA is rekeyed), are also quantum secure (assuming that the PPK was of high enough entropy and that all the subkeys are sufficiently long).
このプロトコルでは、計算されたSK_dはPPKの関数です。 PPKが十分なエントロピー（たとえば、少なくとも2 ^（256）の可能な値）を持っていると想定すると、攻撃者がPRF関数への残りの入力を回復できたとしても、グローバーのアルゴリズムを使用して実行することは不可能です。 SK_d値を回復する量子コンピューター。同様に、SK_dの関数であるすべてのキーには、すべての子SAキーと後続のIKE SAのすべてのキー（最初のIKE SAが再キー化されたときに作成されます）が含まれます（PPKが十分に高いエントロピーであり、すべてのサブキーが十分に長いこと）。
An attacker with a quantum computer that can decrypt the initial IKE SA has access to all the information exchanged over it, such as identities of the peers, configuration parameters, and all negotiated IPsec SA information (including traffic selectors), with the exception of the cryptographic keys used by the IPsec SAs, which are protected by the PPK.
初期のIKE SAを復号化できる量子コンピューターを持つ攻撃者は、ピアのID、構成パラメーター、およびネゴシエートされたすべてのIPsec SA情報（トラフィックセレクターを含む）など、それを介して交換されるすべての情報にアクセスできます。 IPsec SAによって使用される暗号化キー。PPKによって保護されています。
Deployments that treat this information as sensitive or that send other sensitive data (like cryptographic keys) over IKE SAs MUST rekey the IKE SA before the sensitive information is sent to ensure this information is protected by the PPK. It is possible to create a childless IKE SA as specified in [RFC6023]. This prevents Child SA configuration information from being transmitted in the original IKE SA that is not protected by a PPK. Some information related to IKE SA that is sent in the IKE_AUTH exchange, such as peer identities, feature notifications, vendor IDs, etc., cannot be hidden from the attack described above, even if the additional IKE SA rekey is performed.
この情報を機密情報として扱う、またはIKE SAを介して他の機密データ（暗号化キーなど）を送信する展開では、機密情報が送信される前にIKE SAのキーを再生成して、この情報がPPKによって確実に保護されるようにする必要があります。 [RFC6023]で指定されているように、子のないIKE SAを作成することが可能です。これにより、PPKで保護されていない元のIKE SAで子SA構成情報が送信されなくなります。追加のIKE SAキー再生成が実行されても、ピアID、機能通知、ベンダーIDなど、IKE_AUTH交換で送信されるIKE SAに関連する一部の情報は、上記の攻撃から隠すことができません。
In addition, the policy SHOULD be set to negotiate only quantum-secure symmetric algorithms; while this RFC doesn't claim to give advice as to what algorithms are secure (as that may change based on future cryptographical results), below is a list of defined IKEv2 and IPsec algorithms that should not be used, as they are known to provide less than 128 bits of post-quantum security:
さらに、ポリシーは量子セキュアな対称アルゴリズムのみをネゴシエートするように設定する必要があります（SHOULD）。このRFCは、安全なアルゴリズム（将来の暗号化の結果に基づいて変更される可能性があるため）についてアドバイスを提供するとは主張していませんが、以下は、提供することがわかっているため、使用すべきでない定義済みのIKEv2およびIPsecアルゴリズムのリストです128ビット未満のポスト量子セキュリティ：
* Any IKEv2 encryption algorithm, PRF, or integrity algorithm with a key size less than 256 bits.
* キーサイズが256ビット未満のIKEv2暗号化アルゴリズム、PRF、または整合性アルゴリズム。
* Any ESP transform with a key size less than 256 bits.
* キーサイズが256ビット未満のESP変換。
* PRF_AES128_XCBC and PRF_AES128_CBC: even though they can use as input a key of arbitrary size, such input keys are converted into a 128-bit key for internal use.
* PRF_AES128_XCBCおよびPRF_AES128_CBC：任意のサイズのキーを入力として使用できますが、そのような入力キーは内部使用のために128ビットキーに変換されます。
Section 3 requires the initiator to abort the initial exchange if using PPKs is mandatory for it but the responder does not include the USE_PPK notification in the response. In this situation, when the initiator aborts the negotiation, it leaves a half-open IKE SA on the responder (because IKE_SA_INIT completes successfully from the responder's point of view). This half-open SA will eventually expire and be deleted, but if the initiator continues its attempts to create IKE SA with a high enough rate, then the responder may consider it a denial-of-service (DoS) attack and take protective measures (see [RFC8019] for more details). In this situation, it is RECOMMENDED that the initiator cache the negative result of the negotiation and not attempt to create it again for some time. This period of time may vary, but it is believed that waiting for at least few minutes will not cause the responder to treat it as a DoS attack. Note that this situation would most likely be a result of misconfiguration, and some reconfiguration of the peers would probably be needed.
セクション3では、PPKの使用が必須であるがイニシエーターが初期交換を中止する必要がありますが、レスポンダーはUSE_PPK通知を応答に含めません。この状況では、イニシエーターがネゴシエーションを中止すると、ハーフオープンIKE SAがレスポンダーに残ります（レスポンダーの観点からIKE_SA_INITが正常に完了するため）。このハーフオープンSAは最終的に期限切れになり、削除されますが、イニシエーターが十分に高いレートでIKE SAを作成しようとする試みを続ける場合、レスポンダーはそれをサービス拒否（DoS）攻撃と見なし、保護対策を講じます（詳細については、[RFC8019]を参照してください）。この状況では、イニシエーターがネゴシエーションの否定的な結果をキャッシュし、しばらくの間それを再度作成しないようにすることをお勧めします。この期間は変動する可能性がありますが、少なくとも数分間待機しても、レスポンダがそれをDoS攻撃として処理することはないと考えられています。この状況はおそらく構成ミスの結果であり、おそらくピアの再構成が必要になることに注意してください。
If using PPKs is optional for both peers and they authenticate themselves using digital signatures, then an attacker in between, equipped with a quantum computer capable of breaking public key operations in real time, is able to mount a downgrade attack by removing the USE_PPK notification from the IKE_SA_INIT and forging digital signatures in the subsequent exchange. If using PPKs is mandatory for at least one of the peers or if a preshared key mode is used for authentication, then the attack will be detected and the SA won't be created.
両方のピアでPPKの使用がオプションであり、それらがデジタル署名を使用して自身を認証する場合、リアルタイムで公開鍵操作を破ることができる量子コンピュータを備えた中間の攻撃者は、USE_PPK通知を削除することにより、ダウングレード攻撃を仕掛けることができます。 IKE_SA_INITおよび後続の交換でのデジタル署名の偽造。少なくとも1つのピアでPPKの使用が必須である場合、または認証に事前共有キーモードが使用されている場合、攻撃が検出され、SAは作成されません。
If using PPKs is mandatory for the initiator, then an attacker able to eavesdrop and inject packets into the network can prevent creation of an IKE SA by mounting the following attack. The attacker intercepts the initial request containing the USE_PPK notification and injects a forged response containing no USE_PPK. If the attacker manages to inject this packet before the responder sends a genuine response, then the initiator would abort the exchange. To thwart this kind of attack, it is RECOMMENDED that, if using PPKs is mandatory for the initiator and the received response doesn't contain the USE_PPK notification, the initiator not abort the exchange immediately. Instead, it waits for more response messages, retransmitting the request as if no responses were received at all, until either the received message contains the USE_PPK notification or the exchange times out (see Section 2.4 of [RFC7296] for more details about retransmission timers in IKEv2). If none of the received responses contains USE_PPK, then the exchange is aborted.
イニシエーターにPPKの使用が必須である場合、攻撃者がパケットを盗聴してネットワークに挿入できると、次の攻撃を仕掛けることでIKE SAの作成を防ぐことができます。攻撃者はUSE_PPK通知を含む最初のリクエストを傍受し、USE_PPKを含まない偽造応答を挿入します。レスポンダーが本物の応答を送信する前に攻撃者がこのパケットを挿入できた場合、イニシエーターは交換を中止します。この種の攻撃を阻止するには、PPKの使用がイニシエーターに必須であり、受信した応答にUSE_PPK通知が含まれていない場合、イニシエーターは交換をすぐに中止しないことをお勧めします。代わりに、受信したメッセージにUSE_PPK通知が含まれるか、交換がタイムアウトするまで、応答メッセージを待ち、応答がまったく受信されなかったかのように要求を再送信します（再送信タイマーの詳細については、[RFC7296のセクション2.4]を参照してください） IKEv2）。受信した応答にUSE_PPKが含まれていない場合、交換は中止されます。
If using a PPK is optional for both peers, then in case of misconfiguration (e.g., mismatched PPK_ID), the IKE SA will be created without protection against quantum computers. It is advised that if a PPK was configured but was not used for a particular IKE SA, then implementations SHOULD audit this event.
両方のピアでPPKの使用がオプションである場合、構成が誤っている場合（PPK_IDの不一致など）、IKE SAは量子コンピューターに対する保護なしで作成されます。 PPKが構成されていたが特定のIKE SAに使用されなかった場合、実装はこのイベントを監査する必要があることをお勧めします。
This document defines three new Notify Message Types in the "IKEv2 Notify Message Types - Status Types" subregistry under the "Internet Key Exchange Version 2 (IKEv2) Parameters" registry [IANA-IKEV2]:
このドキュメントでは、「インターネットキーエクスチェンジバージョン2（IKEv2）パラメータ」レジストリ[IANA-IKEV2]の下の「IKEv2通知メッセージタイプ-ステータスタイプ」サブレジストリで、3つの新しい通知メッセージタイプを定義しています。
+=======+================================+===========+
| Value | NOTIFY MESSAGES - STATUS TYPES | Reference |
+=======+================================+===========+
| 16435 | USE_PPK | RFC 8784 |
+-------+--------------------------------+-----------+
| 16436 | PPK_IDENTITY | RFC 8784 |
+-------+--------------------------------+-----------+
| 16437 | NO_PPK_AUTH | RFC 8784 |
+-------+--------------------------------+-----------+
Table 2
表2
Per this document, IANA has created a new subregistry titled "IKEv2 Post-quantum Preshared Key ID Types" under the "Internet Key Exchange Version 2 (IKEv2) Parameters" registry [IANA-IKEV2]. This new subregistry is for the PPK_ID types used in the PPK_IDENTITY notification defined in this specification. The initial contents of the new subregistry are as follows:
このドキュメントに従って、IANAは「IKEv2 Post-quantum Preshared Key ID Types」というタイトルの新しいサブレジストリを「Internet Key Exchange Version 2（IKEv2）Parameters」レジストリ[IANA-IKEV2]の下に作成しました。この新しいサブレジストリは、この仕様で定義されているPPK_IDENTITY通知で使用されるPPK_IDタイプ用です。新しいサブレジストリの初期の内容は次のとおりです。
+=========+==========================+===========+
| Value | PPK_ID Type | Reference |
+=========+==========================+===========+
| 0 | Reserved | RFC 8784 |
+---------+--------------------------+-----------+
| 1 | PPK_ID_OPAQUE | RFC 8784 |
+---------+--------------------------+-----------+
| 2 | PPK_ID_FIXED | RFC 8784 |
+---------+--------------------------+-----------+
| 3-127 | Unassigned | RFC 8784 |
+---------+--------------------------+-----------+
| 128-255 | Reserved for Private Use | RFC 8784 |
+---------+--------------------------+-----------+
Table 3
表3
The PPK_ID type value 0 is reserved; values 3-127 are to be assigned by IANA; and values 128-255 are for private use among mutually consenting parties. To register new PPK_IDs in the Unassigned range, a type name, a value between 3 and 127, and a reference specification need to be defined. Changes and additions to the Unassigned range of this registry are made using the Expert Review policy [RFC8126]. Changes and additions to the Reserved for Private Use range of this registry are made using the Private Use policy [RFC8126].
PPK_IDタイプ値0は予約されています。値3〜127はIANAによって割り当てられます。値128〜255は、相互に同意する当事者間の私的使用のためのものです。未割り当ての範囲に新しいPPK_IDを登録するには、タイプ名、3〜127の値、および参照仕様を定義する必要があります。このレジストリの割り当てられていない範囲への変更と追加は、エキスパートレビューポリシー[RFC8126]を使用して行われます。このレジストリのReserved for Private Use範囲に対する変更および追加は、私的使用ポリシー[RFC8126]を使用して行われます。
[RFC2119] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, DOI 10.17487/RFC2119, March 1997, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc2119>.
[RFC2119] Bradner、S。、「要件レベルを示すためにRFCで使用するキーワード」、BCP 14、RFC 2119、DOI 10.17487 / RFC2119、1997年3月、<https://www.rfc-editor.org/info/ rfc2119>。
[RFC7296] Kaufman, C., Hoffman, P., Nir, Y., Eronen, P., and T. Kivinen, "Internet Key Exchange Protocol Version 2 (IKEv2)", STD 79, RFC 7296, DOI 10.17487/RFC7296, October 2014, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc7296>.
[RFC7296] Kaufman、C.、Hoffman、P.、Nir、Y.、Eronen、P。、およびT. Kivinen、「Internet Key Exchange Protocol Version 2（IKEv2）」、STD 79、RFC 7296、DOI 10.17487 / RFC7296 、2014年10月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc7296>。
[RFC8174] Leiba, B., "Ambiguity of Uppercase vs Lowercase in RFC 2119 Key Words", BCP 14, RFC 8174, DOI 10.17487/RFC8174, May 2017, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc8174>.
[RFC8174] Leiba、B。、「RFC 2119キーワードの大文字と小文字のあいまいさ」、BCP 14、RFC 8174、DOI 10.17487 / RFC8174、2017年5月、<https://www.rfc-editor.org/info/ rfc8174>。
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[RFC2409] Harkins、D。およびD. Carrel、「The Internet Key Exchange（IKE）」、RFC 2409、DOI 10.17487 / RFC2409、1998年11月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc2409> 。
[RFC4648] Josefsson, S., "The Base16, Base32, and Base64 Data Encodings", RFC 4648, DOI 10.17487/RFC4648, October 2006, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc4648>.
[RFC4648] Josefsson、S。、「The Base16、Base32、およびBase64データエンコーディング」、RFC 4648、DOI 10.17487 / RFC4648、2006年10月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc4648>。
[RFC6023] Nir, Y., Tschofenig, H., Deng, H., and R. Singh, "A Childless Initiation of the Internet Key Exchange Version 2 (IKEv2) Security Association (SA)", RFC 6023, DOI 10.17487/RFC6023, October 2010, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc6023>.
[RFC6023] Nir、Y.、Tschofenig、H.、Deng、H。、およびR. Singh、「A Childless Initiation of the Internet Key Exchange Version 2（IKEv2）Security Association（SA）」、RFC 6023、DOI 10.17487 / RFC6023、2010年10月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc6023>。
[RFC6030] Hoyer, P., Pei, M., and S. Machani, "Portable Symmetric Key Container (PSKC)", RFC 6030, DOI 10.17487/RFC6030, October 2010, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc6030>.
[RFC6030] Hoyer、P.、Pei、M。、およびS. Machani、「Portable Symmetric Key Container（PSKC）」、RFC 6030、DOI 10.17487 / RFC6030、2010年10月、<https：//www.rfc-editor。 org / info / rfc6030>。
[RFC7619] Smyslov, V. and P. Wouters, "The NULL Authentication Method in the Internet Key Exchange Protocol Version 2 (IKEv2)", RFC 7619, DOI 10.17487/RFC7619, August 2015, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc7619>.
[RFC7619] Smyslov、V。およびP. Wouters、「インターネットキーエクスチェンジプロトコルバージョン2（IKEv2）のNULL認証方式」、RFC 7619、DOI 10.17487 / RFC7619、2015年8月、<https：//www.rfc- editor.org/info/rfc7619>。
[RFC8019] Nir, Y. and V. Smyslov, "Protecting Internet Key Exchange Protocol Version 2 (IKEv2) Implementations from Distributed Denial-of-Service Attacks", RFC 8019, DOI 10.17487/RFC8019, November 2016, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc8019>.
[RFC8019] Nir、Y.、V。Smyslov、「分散型サービス拒否攻撃からのインターネットキーエクスチェンジプロトコルバージョン2（IKEv2）実装の保護」、RFC 8019、DOI 10.17487 / RFC8019、2016年11月、<https：// www.rfc-editor.org/info/rfc8019>。
[RFC8126] Cotton, M., Leiba, B., and T. Narten, "Guidelines for Writing an IANA Considerations Section in RFCs", BCP 26, RFC 8126, DOI 10.17487/RFC8126, June 2017, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc8126>.
[RFC8126]コットン、M。、レイバ、B。、およびT.ナルテン、「RFCでIANAの考慮事項セクションを作成するためのガイドライン」、BCP 26、RFC 8126、DOI 10.17487 / RFC8126、2017年6月、<https：// www .rfc-editor.org / info / rfc8126>。
The primary goal of this document is to augment the IKEv2 protocol to provide protection against quantum computers without requiring novel cryptographic algorithms. The idea behind this document is that while a quantum computer can easily reconstruct the shared secret of an (EC)DH exchange, it cannot as easily recover a secret from a symmetric exchange. This document makes the SK_d (and thus also the IPsec KEYMAT and any subsequent IKE SA's SKEYSEED) depend on both the symmetric PPK and the Diffie-Hellman exchange. If we assume that the attacker knows everything except the PPK during the key exchange and there are 2^(n) plausible PPKs, then a quantum computer (using Grover's algorithm) would take O(2^(n/2)) time to recover the PPK. So, even if the (EC)DH can be trivially solved, the attacker still can't recover any key material (except for the SK_ei, SK_er, SK_ai, and SK_ar values for the initial IKE exchange) unless they can find the PPK, which is too difficult if the PPK has enough entropy (for example, 256 bits). Note that we do allow an attacker with a quantum computer to rederive the keying material for the initial IKE SA; this was a compromise to allow the responder to select the correct PPK quickly.
このドキュメントの主な目的は、IKEv2プロトコルを拡張して、新しい暗号化アルゴリズムを必要とせずに、量子コンピューターに対する保護を提供することです。このドキュメントの背後にある考え方は、量子コンピュータは（EC）DH交換の共有秘密を簡単に再構築できる一方で、対称交換から秘密を簡単に回復できないということです。このドキュメントでは、SK_d（およびIPsec KEYMATと後続のIKE SAのSKEYSEED）が対称PPKとDiffie-Hellman交換の両方に依存するようにします。攻撃者がキー交換中にPPK以外のすべてを知っていて、2 ^（n）個の妥当なPPKがあると仮定すると、量子コンピューター（Groverのアルゴリズムを使用）はO（2 ^（n / 2））時間で回復しますPPK。したがって、たとえ（EC）DHを簡単に解決できたとしても、PPKが見つからない限り、攻撃者はキーマテリアル（最初のIKE交換のSK_ei、SK_er、SK_ai、およびSK_arの値を除く）を回復できません。 PPKに十分なエントロピー（256ビットなど）がある場合、これは非常に困難です。量子コンピュータを使用する攻撃者が最初のIKE SAのキー情報を再取得することを許可することに注意してください。これは、レスポンダが正しいPPKをすばやく選択できるようにするための妥協案です。
Another goal of this protocol is to minimize the number of changes within the IKEv2 protocol, in particular, within the cryptography of IKEv2. By limiting our changes to notifications and only adjusting the SK_d, SK_pi, and SK_pr, it is hoped that this would be implementable, even on systems that perform most of the IKEv2 processing in hardware.
このプロトコルのもう1つの目標は、IKEv2プロトコル内、特にIKEv2の暗号化内の変更の数を最小限に抑えることです。変更を通知に限定し、SK_d、SK_pi、およびSK_prのみを調整することにより、ハードウェアでIKEv2処理のほとんどを実行するシステムでも、これを実装できることが期待されます。
A third goal is to be friendly to incremental deployment in operational networks for which we might not want to have a global shared key or for which quantum-secure IKEv2 is rolled out incrementally. This is why we specifically try to allow the PPK to be dependent on the peer and why we allow the PPK to be configured as optional.
3番目の目標は、グローバルな共有キーを必要としない可能性がある、または量子安全なIKEv2が段階的にロールアウトされる運用ネットワークでの段階的な展開に友好的であることです。これが、PPKがピアに依存することを具体的に許可する理由であり、PPKをオプションとして構成できるようにする理由です。
A fourth goal is to avoid violating any of the security properties provided by IKEv2.
4番目の目標は、IKEv2によって提供されるセキュリティプロパティへの違反を回避することです。
Acknowledgements
謝辞
We would like to thank Tero Kivinen, Paul Wouters, Graham Bartlett, Tommy Pauly, Quynh Dang, and the rest of the IPSECME Working Group for their feedback and suggestions for the scheme.
Tero Kivinen、Paul Wouters、Graham Bartlett、Tommy Pauly、Quynh Dang、およびIPSECMEワーキンググループの残りのメンバーに対して、スキームに対するフィードバックと提案に感謝します。
Authors' Addresses
著者のアドレス
Scott Fluhrer Cisco Systems
スコットフルーラーシスコシステムズ
Email: sfluhrer@cisco.com
Panos Kampanakis Cisco Systems
Panos Kampanakis Kissos Systems
Email: pkampana@cisco.com
David McGrew Cisco Systems
David McGrew Cisco Systems
Email: mcgrew@cisco.com
Valery Smyslov ELVIS-PLUS
ヴァレリー・スミスロフELVIS-PLUS
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