jben a écrit 847 commentaires

==Tupebar!5214
Okitypiop**--*

Ça fait 14 caractères plutôt aléatoires, mais facile à se souvenir.

Oh que non, une chaîne de Markov d'ordre 1 basée sur des transitions sur le clavier peut générer cela très facilement…

Dans le cas où elle est sur un support statique (et chiffrée avec une passphrase) le problème de compromission est bien moindre. Après pour le problème de perte, rien ne t'empêche de la distribuer selon un secret partagé de Shamir.

OpenPGP fournit déjà un mechanisme de sous-clef complètement satisfaisant sans à avoir à réinventer la roue.

Un usage raisonné d'OpenPGP consiste à génerer une clef secondaire de signature (et une clef secondaire de chiffrement), d'exporter la partie privée clefs en détruisant la partie privée de la clef principale, et d'utiliser cette version pour un usage quotidien. La clef privée complète est quant à elle écrite sur un support passif ou sur une machine déconnectée du réseau.

En cas de compromission, les sous-clefs sont révoqués, de nouvelles sont générés et signées par la clef principale.

La clef principale n'est utilisé (sauf compromission des sous-clefs) que pour renouveller les sous-clefs ou pour étendre son réseau de confiance.

En parlant de TikZ et de graphviz dans le même thread, il y a dot2tex qui permet de génerer du code LaTeX utilisant PGF/TikZ à partir du résultat de graphviz. C'est tout simplement génial.

Il y a une chose dont je reverai à propos du choix des licences : un arbre de décision.

Genre

                           [ Redistribution ]
                         /                   \
                   faible contraintes      Avec la même licence
                   de licence
                   /
         [ Utilisation des auteurs
           pour en faire de la pub ]
            /           \
          oui           non
         /                \
        …             [ publicité ]
       /                /    \
     BSD-2            oui    non
                      /        \
                     …          …
                    /            \
                  BSD-4          BSD-3

(Aucune garantie de véracité sur l'arbre d'exemple proposé).

Exacte, j'utilise pentadactyl sur une machine et vimperator sur les autres, et les deux ont ce comportement.

On pourrait voir qu'il y a un copier coller qui correspond pas à ce qui s'affiche, et mettre un warning.

Mon navigateur m'affiche en bas, Yanked: "something", quand je copie un truc. Après, si je decide de le coller quelque part, c'est mon choix.

il ne va pas tester les nombres séquentiellement, sinon il va faire les même tests que les autres mineurs.

Je ne vous pas pourquoi, du moment qu'il commence à un endroit aléatoire, ça semble même être mieux.

• Notations, N le nombre de sels possibles, supposons qu'il sont de taille fixés (en vrai j'en sais rien), n le nombre de sels testés.
• Hypothèse 1 : les deux protagonistes tirent les sels aléatoirements, le nombre de sel en commun entre les deux suit une loi hypergéometrique de paramêtre (n,n/N,N). Avec n/N→0, on a une loi binomiale. Le nombre de sels en commun a donc pour espérance n²/N et pour variance n²/N.
• Hypothèse 2 : les deux protagonistes tirent séquentiellement les nombres à partir d'une position aléatoire (en supposant un bouclage si on arrive à la fin de l'espace des sels possibles), on obtient que la proba qu'il en aient exactement i en commun, avec i=1…n, qui vaut 1/N, bien entendu elle vaut 0 pour i>n, et elle vaut ce qu'il faut pour sommer à 1 pour i=0. On a donc (avec utilisation de n/N→0) une espérance de n²/(2N) et une variance de n²/(3N).

Bref, il semble même plus judicieux de tirer séquentiellement que à partir d'une position aléatoire. (Et en plus comme sha256 est un algo par bloc, on peut même avoir un avantage à ne pas recalculer depuis le début du sel pour aller plus vite, encore faut-il que le sel soit à la fin du machin à calculer, j'espère que non sinon c'est trop facile).

Après il ne faut pas oublier qu'on est en train de parler de proba qui sont très très petite, et même très très inférieure à la proba de trouver un sel valide, je m'excuse par avance auprès de la confrérie des mouches.

Justement, de loin, (je ne connais que rapidement le fonctionnement de bitcoin), ça a l'air d'un sel et non d'un nonce. La caractéristique d'un nonce c'est qu'il ne doit pas être réutilisé, on l'introduit pour éviter tout ce qui est du genre replay.

Y-a-t'il se genre de restriction, ou c'est juste un sel ?

Ça c'est déjà 512 ou 1536 Mio de plus que nécessaire.

Ça dépend comment tu défini necessaire.

Si c'est necessaire pour les programmes, alors oui, 512 MiB suffisent largement. Si c'est necessaire à un bon fonctionnement fluide, 2 GiB sont souvent appréciable, même sur un netbook, ainsi beaucoup de lectures se font sur le cache, les écritures peuvent se faire bufferiser largement…

J'en profite pour parler de torsocks, qui fonctionne pareil que tsocks, mais qui à quelques patches sympas en plus, dans l'optique de tor. C'est à dire, un peu plus d'appels interceptés, et il ne grogne pas quand il voit un .onion.

Et même dans le second cas, on va s'apercevoir que les requêtes DNS passent à côté par exemple.

Avec SOCKS 5 (et 4a) elles ne devraient pas passer à coté. Après il y a le risque d'un programme mal codé qui fait la résolution DNS dans tout les cas, c'est pour cela que je préfère en règle générale de passer via tsocks, car lui je sais qu'il fait le boulot.

Je ne sais pas bien. X étant setuid root, je ne sais pas si la variable d'environnement LD_PRELOAD n'est pas perdue en route.

Par contre pour que avoir la variable dans ton environnement, rien ne t'empeche de mettre dans ton .xinitrc où .Xsession, un truc du genre :

source /usr/bin/tsocks -on

Il démarre un proxy socks sur le port 9150; puis connectez vous en ssh quelque part:

ssh -o ProxyCommand='nc --proxy localhost:9150 --proxy-type socks4 %h %p' user@host # netcat-openbsd (fedora, etc.)
ssh -o ProxyCommand='nc -x localhost:9150 %h %p' user@host # netcat-traditional (debian, etc.)

Déjà je me pose des questions sur le -x. J'utilise la variante openbsd de netcat et le -x. Enfin…

Ma seconde intérogation est socks4. Avec socks4, la résolution doit forcément être faite avant l'utilisation du proxy. Donc niveau anonymat, c'est bof.

Et enfin mon intérogation finale est la suivante : avec socks4a et socks5, netcat fait t'il la résolution avant d'utiliser le proxy, où utilise t'il directement le proxy ?

Comme TOR ouvre une proxy SOCKS sur ta machine, il suffit donc que ton application ne gère par particulièrement TOR, mais les proxy SOCKS, déjà ça élargie la gamme.

De plus si une application ne gère par les proxy socks, et qu'elle est dynamiquement liée, un outil génial comme tsocks fonctionne très bien. Il charge le programme avec un LD_PRELOAD qui fait le boulot d'interception et de redirection du traffic réseau vers le proxy SOCKS.

Tout dépend du but recherché. Le but de TOR, ce n'est pas de masquer le contenu, c'est de marquer la source du contenu.

S'il s'agit de publier des informations dans un pays répressif par exemple, l'objectif n'est pas de protéger le contenu, mais l'identité de celui qui en est à l'origine.

Le changement de style est une fonctionnalitée reservées aux utilisateurs connectés.

Toutefois tu peux localement (c.-à-d. au niveau de ton navigateur) changer de style avec un script Greasemonkey. Cf. un de mes commentaires précedent sur cette page.

Allez hop, un contournement (mal écrit, et à l'arrache mais bon). Un script Greasemonkey :

// ==UserScript==
// @name        kaiska dlfp
// @namespace   linuxfr.org
// @include     https://linuxfr.org/*
// @resource    kaiska https://linuxfr.org/assets/contrib/kaiska-new.css
// ==/UserScript==

for( i = 0; (l = document.getElementsByTagName("link")[i]); i++ ) {
    if( l.getAttribute("rel").indexOf("style") >= 0 ) l.disabled = true;
}

var cssTxt  = GM_getResourceText ("kaiska");
GM_addStyle (cssTxt);

… et linuxfr redevient utilisable.

Tu n'es pas le seul. Je trouve personnellement ce style immonde, et inutilisable.

Qu'il existe, soit, ça ne me pose pas de problèmes, mais qu'on me l'impose, je dis non. Tous avec moi pour le non !

Mais vous, vous enverrez un journal pour quelqu'un ?

Comprendre pour toi ?

Oui, mais mes conditions sont beaucoup plus strictes que celles de Marotte (sans vouloir mettre en defaut Marotte, je l'ai trouvé trop cool sur ce coup là) :

• un journal traitant un sujet précis,
• un journal assez long et bien rédigé,
• un journal structuré,
• une pensée argumentée, ou un travail construit,
• sous licence CC-BY, et dès que tu me l'envoie par mail,
• dans un mail signé avec une clef OpenPGP dont le fpr aura été publié sur ton compte.

Pour les 4 premiers points, je te répondrais en indiquant quels sont les défauts, autant d'aller-retours que necessaires seront effectués. Pour les deux derniers, je jetterai le mail.

Je te laisse le soin de trouver mon mail.

Bon, en réalité j'ai été un peu présompteux, à la vérification, mon max, c'est sur les 4 derniers et les deux premiers octets, il manque encore deux octets.

Sur ma machine (elle a quelques années) j'arrive à tester 15⋅10⁶ clefs/seconde, il en faudrait 40000 pendant un an en espérance. Rien d'irréalisable, surtout avec des machines modernes. Bref, il y a 20 octets dans le fpr, en utiliser que 8 est une débilité sans nom.

J'ai pas pu éditer mon commentaire précedent, oui je suis lent.

Il faudrait une vérification par LinuxFr.org en envoyant un message chiffré sur l'adresse associée au compte, pour vérifier que la personne qui a le compte a bien aussi la clé GPG qu'elle déclare (par contre elle a pu mentir en déclarant une adresse de courriel trompeuse genre elvis.presley@). Et potentiellement vérifier chacune des adresses de courriel de la clé.

Ça dépend ce que garanti LinuxFR.org vis-à-vis de la clef. Il y a deux options :

• LinuxFR.org garantit que la clef est celle de l'utilisateur (et l'a verifié).
• LinuxFR.org garantit que le fpr est celui saisi par l'utilisateur.

Le premier schema consiste à transformer dlfp en autorité de certification, le seconde consiste à permettre aux membres d'exposer une information sans la modifier. Le second schema suffit au problème initial, et est ce que j'entendais dans mon entrée de suivi.

Le long id suffit. Ta démonstration ne donne pas jusque là deux long id identiques (juste deux short id identiques, ce qui est déjà connu et documenté).

non le long id ne suffit pas. Si on utilise 20 octets, il y a une raison. Sur mon journal je ne match que le short id, mais matcher le long id ça prends juste plus de temps mais c'est faisable. Depuis mon dernier journal j'ai largement amélioré la vitesse, il suffit d'utiliser les proprieté de sha1. (Un facteur 20 de mémoire). Enfin j'ai déja obtenue des collision volontaires sur les 4 premiers et 4 derniers octets, donc obtenir une collision sur les 8 derniers, c'est pas la mort, c'est long, mais faisable avec mes pauvres ressources.

Comme preuve, j'ai lancé une recherche de collision sur les 8 derniers octets de ta clef ;-).

Soit tu récupère l'integralité de la clef sur dlfp si possible, soit si dlfp ne propose que le fpr tu récupère la clef sur un serveur de clef et tu l'importes. Une fois importé tu calcule son fpr, tu le compare avec celui revendiqué par l'utilisateur kadalka de dlfp, si ça matche tu local-sign. (Pour ce genre de signature, il n'est pas recommandé de publié la signature, ce n'est pas une vérification de visu, c'est une vérification conditionnelement à dlfp).

C'est pareil qu'avec le code dans un commentaire, si il note dans un commentaire son fpr ou dans son profil (imaginons que dlfp trouve mon idée géniale, ce que je pense qu'elle est), alors si tu récupère une clef qui n'est pas celle de kadalka mais que tu as accepté :

• quelqu'un a été capable de générer une clef avec le même fpr, oups c'est le modèle de clef OpenPGP version 4 qu'il faut jeter,
• un admin dlfp a modifié le commentaire/profil (même point que tu avais relevé)
• tu t'es laissé berné par un fpr approchant, tu n'as que ce que tu mérites. Et hop, de l'autopub

L'empreinte ne sert pas à cela. L'identifiant de la clé (genre 618D63E9) est suffisant pour juste se dire que si Oumph sur LinuxFr.org a collé 618D63E9 dans son profil utilisateur, c'est qu'il accepterait de recevoir des courriels chiffrés pour cette clé (à supposer qu'on soit capable de trouver son adresse de courriel, ce que son profil ne fournit pas de base, mais sa clé GPG l'indique sûrement si elle est publiée sur un serveur de clés).

Non avec le short id tu n'es pas sûr d'avoir la bonne clef. Je m'auto-réferencie : cf. un de mes journaux

Pas exactement, car en mettant l'intégralité de la clef (ou son empreinte), on a l'info suivante : l'utilisateur Oumph de LinuxFR.org revendique la possession de la clef en question. Si tu as mis une clef de fingerprint fpr sur ton profil, je ne pourrais pas envoyer un courrier signé disant je suis Oumph de LinuxFR.org sauf si je parviens à obtenir une clef de même fpr que toi.

A contrario si quelqu'un reçoit un courriel signé avec la clé 618D63E9, le simple fait que cette clé soit mentionné sur le profil de Oumph sur LinuxFr.org ne devrait pas lui suffire à croire que c'est une seule et même personne (car Mallaury pourrait très bien mettre 618D63E9 sur son profil aussi).

Dans ce cas ça veut dire que Mallaury accèpte le fait que tu puisses te faire passer pour lui. C'est pareil que sur une carte de visite, je peux mettre la clef de quelqu'un d'autre, c'est crétin, mais je peux.

Surtout le problème de ne mettre que le short id (les 4 derniers octets du fpr) ou le long id (8 derniers octets du fpr), c'est qu'il est aisé de générer des clef qui ont même id. Allez je me fait de la pub deux fois : cf. un de mes journaux.