RFC4321 日本語訳
4321 Problems Identified Associated with the Session InitiationProtocol's (SIP) Non-INVITE Transaction. R. Sparks. January 2006. (Format: TXT=22708 bytes) (Status: INFORMATIONAL)
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英語原文
Network Working Group R. Sparks Request for Comments: 4321 Estacado Systems Category: Informational January 2006
スパークがコメントのために要求するワーキンググループR.をネットワークでつないでください: 4321年のエスタカードシステムカテゴリ: 情報の2006年1月
Problems Identified Associated with the
Session Initiation Protocol's (SIP) Non-INVITE Transaction
問題はプロトコルのセッション開始ものに関連している(一口)非招待取引を特定しました。
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Copyright Notice
版権情報
Copyright (C) The Internet Society (2006).
Copyright(C)インターネット協会(2006)。
Abstract
要約
This document describes several problems that have been identified with the Session Initiation Protocol's (SIP) non-INVITE transaction.
このドキュメントはSession Initiationプロトコル(SIP)の非INVITE取引と同一視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
1. 現在の仕様に基づく問題…2 1.1. NITsはすぐに、完全であるかリスク競走に負けがそうしなければなりません。2 1.2. 暫定的な応答は無くなっている最終的な応答からの回復を遅らせることができます…3 1.3. 遅延応答は一時要素をブラックリストに載せるでしょう…4 1.4. 非INVITEのための408は役に立ちません…6 1.5. プロキシを分岐させる非INVITEタイムアウト破滅…7 1.6. ミスマッチしているタイマ値で、レースに勝つのは、より困難になります…7 2. セキュリティ問題…8 3. 承認…8 4. 有益な参照…9
Sparks Informational [Page 1] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[1ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
1. Problems under the Current Specifications
1. 現在の仕様に基づく問題
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INVITE取引(NIT)モデルの固定持続時間によって作成された多くの不快な周辺条件があります。 暫定的な応答には現在定義されているとして州のマシンが非INVITE取引のときにあるという効果によってこれらのいくつかの否定的な一面は悪化させられます。
1.1. NITs must complete immediately or risk losing a race
1.1. NITsは競走に負けのすぐに、完成しなければならないか、または危険を冒さなければなりません。
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.
RFC3261[1]で定義された非INVITE取引は、修理されて有限な持続時間(T1に依存する)を持つように設計されています。 このデザインの結果は関係者が、できるだけはやく取引を完了するように努力しなければならないということです。 図1に示された競合条件を考えてください。
UAC UAS
| request |
--- |---. |
^ | `---. |
| | `-->| ---
| | | ^
| | | |
64*T1 | | |
| | | |
| | | 64*T1
| | | |
| | | |
v | | |
timeout <=== --- | 200 OK | |
| .---| v
| .---' | ---
|<--' |
UAC UAS| 要求| --- |---. | ^ | `---. | | | `-->| --- | | | ^ | | | | 64*T1| | | | | | | | | | 64*T1| | | | | | | | v| | | タイムアウト<。=== --- | 200 OK| | | .---| v| .---' | --- | <--' |
Figure 1: Non-Invite Race Condition
図1: 非招待競合条件
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.
この図というUserエージェントServer(UAS)は時間内に、要求に応じて、要求が成功したと信じています。 他方では、UserエージェントClient(UAC)は要求が-外で調節して、したがって、失敗したと信じています。 もう合っているクライアント取引、UACコアを持っていないのは無視するでしょう。それがスプリアス・レスポンスであると信じていることを無視してください。 UACに関する限り、それは応答を要求に全く受けませんでした。 究極の結果はUASとUACには取引の結果の対立する見解があるということです。
Sparks Informational [Page 2] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[2ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
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の中で最終的な応答を送るのを最後の可能な瞬間まで待つことができません。 それは、そのUAC回のアウトの前のUACに到着するように代わりに応答を送らなければなりません。 残念ながら、UASには、正確に要求の伝播時間を測定するか、または応答の伝播時間を予測する方法が全くありません。 それが直面している不確実性は取引に参加する各プロキシによって合成されます。 したがって、UASの唯一の選択は、できるだけすぐ、最終的な応答を送って、ベストを期待することです。
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.
この結果は独身のNITと共に解決できる問題のセットを抑制します。 要求の処理の間に導入されたどんな遅れもレースに負けるという確率を増加させます。 その処理のタイミングの特性が予測できて制御可能でないなら、独身のNITは、要求を扱うための不適当なモデルです。 1つの実行可能な代案は、202で要請を受け入れて、相互的な指示での新しい要求で究極の結果を送ることです。
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.
専門化しているネットワークでは、図1におけるレースに負けるという危険を緩和している間、データベースルックアップなどの何らかの処理を実行して、UASは、相互ホップ潜在に関する何らかの信頼できる知識を持って、それで最終的な応答を遅らせる時間があるかどうか決定するのにその知識を使用するかもしれません。 任意のネットワーク(恐らく、資源予約のテクニックと決定論的な輸送を使用する)の向こう側にこの知識を確立するのは現在、可能ではありません。
1.2. Provisional responses can delay recovery from lost final responses
1.2. 暫定的な応答は無くなっている最終的な応答からの回復を遅らせることができます。
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INVITEクライアント取引州のマシンは要求メッセージの「再-トランスミッション」を通して頼り無い輸送(UDP)の上で信頼性をNITsに供給します。 要求が初めは伝えられるとき、タイマEはT1に設定されます。 マシンがTrying州に残っている限り、それぞれの時間Timer Eは発火します、そして、それは前の値(T2では、ふたをしている)の2倍にリセットされるでしょう、そして、要求は再送されます。
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INVITEクライアント取引州のマシンが暫定的な応答を見るなら、Proceeding状態に移行しますが、リセットTimer Eのためのアルゴリズムは単に各発火のときに倍増することの代わりにT2を使用することです。(そこでは、「再-トランスミッション」が続きます)。 (Timer EがProceedingへの変遷の間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.
Timer EがT2にリセットされる前にProceeding状態への変遷をするのに、無くなっている最終的な応答からの回復は延長時間がかかるかもしれません。 図2はこの窓の間の暫定的なメッセージのあるなしにかかわらず無くなっている最終的な応答から回復を見せています。 回復は2*T1の中に暫定的なしで場合で起こります。 暫定的で、回復はT2まで遅れます。(デフォルトで、T2は8*T1です)。
Sparks Informational [Page 3] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[3ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
In practical terms, a provisional response to a NIT in currently deployed networks can delay transaction completion by up to 3.5 seconds.
実際的な言い方をするなら、現在配備されたネットワークにおけるNITへの暫定的な応答は最大3.5秒までに取引完成を遅らせることができます。
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)
| | |<--' |
| | | |
UAC UAS UAC UAS| | | | --- |----. | --- |----. | ^ | `-->| ^ | `--->| EはT1と等しいです。| | EはT1と等しいです。| .-----|(暫定的)です。 v| | v| <--' | --- |----. | --- |----. | ^ | `-->| ^ | `--->|、|、| X<。----|(無くなっている決勝) | | X<。-----|(無くなっている決勝) | | | | | | Eは2*T1と等しいです。| | | | | | | | | | | | | | | | | v| | | | | --- |----. | | | | | `-->|、|、|、|、| .-----|(最終的)です。 | | | | <、-' | | | | | | | | | T2\/\/\//\//\//\/\/\//\//\//\/E=\/| | | | | | | v| | | | --- |----. | | | | `--->|、|、|、| .-----|(最終的)です。 | | | <--' | | | | |
Figure 2: Provisionals Can Harm Recovery
図2: 臨時郵便切手は回復に害を及ぼすことができます。
No additional delay is introduced if the first provisional response is received after Timer E has reached its maximum reset interval of T2.
Timer EがT2の最大のリセット間隔に達した後に最初の暫定的な応答が受け取られているなら、どんな追加遅れも導入しません。
1.3. Delayed responses will temporarily blacklist an element
1.3. 遅延応答は一時要素をブラックリストに載せるでしょう。
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:
DNS Service Record Resource Records[3]のSIP要素の使用はRFC3263[2]で指定されます。 その仕様は上流の要素に下流要素の失敗を検出させることによってSIPがどう高い有用性を確実にするかについて議論します。 それはフェイルオーバーのためのいくつかのタイプの失敗検出と指示を定義しかけます。それが説明する2つの振舞いがこのドキュメントに重要です:
Sparks Informational [Page 4] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[4ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
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.
o 取引の中では、輸送失敗はトランスポート層からの明白なレポートを通して、または、タイムアウトを通して検出されます。 明確に、タイムアウトがそうするというメモは使用中の輸送にかかわらず輸送失敗を示します。 輸送失敗が検出されるとき、要求は次の要素でSRV質問の分類された結果から再試行されます。
o Between transactions, locations reporting temporary failure
(through 503/Retry-After, for example) are not used until their
requested black-out period expires.
o 取引の間では、彼らの要求された停電の期間が期限が切れるまで、一時障害(例えば503/再試行したこと後を通して)を報告する位置は使用されていません。
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、首尾よく接触される位置をキャッシュする利益に注意しますが、そのようなキャッシュがどう維持されるかについて議論しません。 要素が、使用するのを止めるはずであるかどうかが、不明瞭です。(一時、ブラックリスト) 位置はSRV質問でその結果を輸送誤りで返しました。 そうするなら、ブラックリストからそのような位置をいつ取り除くべきですか?
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.
そのようなブラックリスト(または、同等なメカニズム)がなければ、意図している有用性メカニズムは無惨にも失敗します。 2つのドメインの間の交通を考えてください。 ドメインAのプロキシpAは、非INVITEの要求の系列をドメインB.Through DNS SRVに送る必要があります、そして、pAはpB1とpB2を発見します、そして、[2]と[3]の注文規則は最初にpB1を使用するべきであるのを示します。 pB1回に出ている最初の要求。 pAがプロキシであり、NITには固定持続時間があるので、pAでは、pB2で要求を再試行する機会が全くありません。 pAが覚えていないなら、pB1の失敗、2番目の要求(そして、すべてのpB1が回復するまでのその後の非INVITE要求)は同じ失敗に運命づけられます。 キャッシュはpB2で試みられるというその後の要求を許すでしょう。
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.
惨めな失敗が配備されたネットワークで許容できないので、私たちは、事実上、要素が取引の間のタイムアウト失敗をキャッシュすると予期するべきです。 そして、図1におけるレースは重要になります。 要素が「間に合うようにしてすぐ」応じないと、それは、事実上、全く応じていなくて、いつかの期間の間、同輩にブラックリストに載せられるでしょう。
(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.)
(キャッシュがあっても、最初の要求タイムアウトがタイムアウト失敗をオリジナルのsubmitterまでのいっぱいにもたらすことに注意してください。 [2]のフェイルオーバーメカニズムは、与えられたINVITE取引の弾性を増加させますが、与えられた非INVITE取引のために何もしないようにうまくいきます。)
Sparks Informational [Page 5] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[5ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
1.4. 408 for non-INVITE is not useful
1.4. 非INVITEのための408は役に立ちません。
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の代わりに408であるときには図1の競合条件を考えてください。 現在の仕様では、レースは、失われるために保証されます。 以前の最終的な応答を放っていないなら要求を受け取った後に、ほとんどの既存の終点が非INVITE要求64*T1のための408を放つでしょう。 そのような408は、役に立つのが遅過ぎる次の上流の要素に達するように保証されます。 事実上、プロキシの面前で、これらのメッセージは有害でさえあります。 408が到着するとき、各プロキシは既にタイムアウトによる関連クライアント取引を終えてしまうでしょう。 したがって、各プロキシは408の上流の国がなさを進めなければなりません。 これは、あまりに遅く到着するように順番に保証されます。 図3が示すように、これは結局、オリジナルのリクエスタに偽りの408を砲撃するのに結果として生じることができます。 (Timer Kがプレーに入らないように、プロキシのクライアント取引州のマシンがCompleted状態に決して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-|<--' | | |
|<--' | | | |
| | | | |
UAC P1 P2 P3 UAS| | | | | --- ===---. | | | | ^ | '-->、'===---. | | | | | | '-->、'===---. | | | | | | '-->、'===---. | 64*T1| | | | '-->、'=== | | | | | | | | | | | | v| | | | | (タイムアウト) --- === | | | | | .-408=== | | | | <--' | .-408=== | | | .-408-| <--' | .-408=== | | <--' | .-408-| <--' | .-408=== | .-408-| <--' | .-408-| <--' | | <--' | .-408-| <--' | | | .-408-| <--' | | | | <--' | | | | | | | | |
Figure 3: Late 408s to Non-INVITEs
図3: 非招待への遅い408
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応答に制限されません、参加しているクライアント取引州のマシンが外で調節されているときだけ、存在していますが。 図4は、複数のホップを含むように図1を広めます。 UASが「時間内に」P3に応じますが、応答がP2、P1、およびUACに遅過ぎることに注意してください。
Sparks Informational [Page 6] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[6ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
UAC P1 P2 P3 UAS
| | | | |
--- ===---. | | | |
^ | `-->===---. | | |
| | | `-->===---. | |
| | | | `-->===---. |
64*T1 | | | | `-->===
| | | | | |
| | | | | |
v | | | | |
(timeout) --- === | | | |
| .-408=== | | .-200-|
|<--' | .-408=== .-200-|<--' |
| .-408-|<--'.-200-|<--' === |
|<--'.-200-|<--' | | ===
|<--' | | | |
| | | | |
UAC P1 P2 P3 UAS| | | | | --- ===---. | | | | ^ | '-->、'===---. | | | | | | '-->、'===---. | | | | | | '-->、'===---. | 64*T1| | | | '-->、'=== | | | | | | | | | | | | v| | | | | (タイムアウト) --- === | | | | | .-408=== | | .-200-| | <--' | .-408=== .-200-| <--' | | .-408-| <--'.-200-| <--' === | | <--'.-200-| <--' | | === | <--' | | | | | | | | |
Figure 4: Additional Timeout-Related Error
図4: 追加タイムアウト関連の誤り
1.5. Non-INVITE timeouts doom forking proxies
1.5. プロキシを分岐させる非INVITEタイムアウト破滅
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.
遅らせられたかなくなった最終的な応答がある単一のブランチは股状の非INVITEへの応答が要求しない2xxを全く受け取るプロキシで処理を支配するでしょう。 このプロキシは、「最も良い応答」を選ぶ前にクライアント取引のすべてが終わるのを許容しなければなりません。 これによって、プロキシのサーバ取引はやむを得ず図1におけるレースに負けます。 それが結局進めるどんな応答(例えば、401)も使用されるのが遅過ぎる上流の要素に達するでしょう。 したがって、支店の中のどんな要素も2xx応答を返さないなら、ただ一つの要素(または、輸送)の失敗は失敗にプロキシを運命づけます。
1.6. Mismatched timer values make winning the race harder
1.6. ミスマッチしているタイマ値で、レースに勝つのは、より困難になります。
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.
多くの失敗シナリオがSIP仕様が議論しないmisconfigurationか不正行為のためにあります。 1つは同じネットワークのT1とT2のために異なった構成された値に2つの要素を置いています。 図1のレビューは、このmisconfigured状態でレース失敗をよりありそうにするだけであるのを例証します(UASがこの特定の状況を改良するので要素の振る舞いのときにT1を短くしながら、それに見えるかもしれませんが、これらの要素が次の要求のときに役割を取り引きするかもしれないのを覚えていてください)。 プロトコルが同輩のタイマ値を発見するか、または交渉するのにメカニズムを全く提供しないので、彼らが直接デフォルト値に従った要素と決してコミュニケートしないのを保証するために非デフォルトでシステムを配備するとき、例外的な注意を払わなければなりません。
Sparks Informational [Page 7] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[7ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
2. Security Considerations
2. セキュリティ問題
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].
このドキュメントはSIP非INVITE要求(取引を始めるINVITE以外のメッセージ)に関連するコアSIP仕様[1]によるいくつかの問題について説明します。 問題のいくつかを、氾濫か偽造のリスクに導いて、敵はサービス不能攻撃で利用できました。 ソリューションは仲間ドキュメント[4]で定義されます。
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.
そこの1つの解決策によって、プロキシとUserエージェントは非INVITE取引に408の応答を送ることができません。 この変化がなければ、プロキシは役に立たない応答の嵐を自動的に発生させます。 攻撃者は、Userエージェントがブラックホール(ソーシャルエンジニアリングかDNS中毒による)に非INVITE要求を送るのを誘惑するか、または選択的に応答を落とすことによって、これを利用できるでしょう。
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).
他の解決法は遅い応答を進めるのからプロキシを禁じます。 この変化がなければ、攻撃者は遅い応答であるように見えるメッセージを容易に作り出すことができました。 RFC3261と共に言いなりになっているすべてのプロキシがこれらの応答を進めるのに必要です、帯域幅、CPU、および潜在的に圧倒的な目標Userエージェント(特に低速接続があるそれら)を浪費して。
3. Acknowledgements
3. 承認
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INVITE問題に関して多くの会話を得ます。 重要なcontributersはベン・キャンベル、ゴンサロ・キャマリロ、スティーブ・ドノヴァン、Rohanマーイ、ダン・ピートリー、アダム・ローチ、ジョナサン・ローゼンバーグ、およびディーン・ウィリスを含んでいます。
Sparks Informational [Page 8] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[8ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
4. Informative References
4. 有益な参照
[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] ローゼンバーグ、J.、Schulzrinne、H.、キャマリロ、G.、ジョンストン、A.、ピーターソン、J.、スパークス、R.、ハンドレー、M.、およびE.学生は「以下をちびちび飲みます」。 「セッション開始プロトコル」、RFC3261、2002年6月。
[2] Rosenberg, J. and H. Schulzrinne, "Session Initiation Protocol
(SIP): Locating SIP Servers", RFC 3263, June 2002.
[2] ローゼンバーグ、J.、およびH.Schulzrinne、「セッション開始は(一口)について議定書の中で述べます」。 「一口サーバの場所を見つけます」、RFC3263、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、「サービスの位置を指定するためのDNS RR(DNS SRV)」、RFC2782(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] スパークス、R.、「動作アドレシングはセッション開始プロトコル(一口)の非招待取引と問題を同一視した」RFC4320、2006年1月。
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作者のアドレス
Robert J. Sparks Estacado Systems 17210 Campbell Road Suite 250 Dallas, TX 75252-4203
ロバートJ.はダラス、エスタカードシステム17210キャンベル道路Suite250テキサス75252-4203をかきたてます。
EMail: rjsparks@estacado.net
メール: rjsparks@estacado.net
Sparks Informational [Page 9] RFC 4321 SIP Non-INVITE Problems January 2006
問題2006年1月に非招待している情報[9ページ]のRFC4321一口をかきたてます。
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Sparks Informational [Page 10]
スパークスInformationalです。[10ページ]
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