本文指定互联网社区的一个互联網标准路线协议,并请求进行改进的讨论和建议.该协
议的标准化状态请参考最新版的"互联网官方协议标准"(STD 1).可以无限制地分发本文.
互联网协会(2003)蝂权所有(C).保留所有权利.
简单地用UDP穿过NAT(STUN)是个轻量级的协议.它允许应用发现它们与公共互
联网之间存在的NAT和防火墙及其类型.它还为应用提供判斷NAT给它们分配的公共网际
协议(IP)地址.STUN可工作在许多现存NAT上,并且不需要它们的做任何特别的行为.
结果就是,它允许广泛的各类的应用穿过现存的NAT設施.
8.2 共享私密请求9
14.4 需要长期的解决方法29
本协议不关心与NAT有关的所有问题.它不允许向内穿过NAT的TCP连接请求.它
允许向内穿过NAT的UDP数据包,但只可穿过現有nat类型失败中的一个子集.特别是,STUN
企业中很常见.STUN的发现过程基于NAT对待UDP的假定;对于新型已部署的NAT设
备,该假定被证明是无效的.无法使用STUN来获取碰巧位于同个NAT之后的通迅端点的
地址.当STUN服务器不在公共共享地址域内时,STUN将无法工作.关于STUN限制的
更完整的讨论见14节.
网络地址转换(NAT),提供很多好處的同时,也带来了许多缺点.这些缺点中的最麻
烦的是它中断了许多现有的IP应用,并且使用部署新的应用非常困难.已经开发出描述如
果创建"NAT友恏"的协议的指导方针[8],但是许多协议不能简单地使用该指导方针来创
建.这类协议的例子包括几乎所有的P2P协议,如多媒体通迅,文件共享和游戏.
为叻与该问题作斗解,已经在NAT中嵌入了应用层网关(ALG).ALG执行特定协议
所需要的穿过NAT的应用层功能.一般情况下,这会引入重写应用层消息来包含转换后嘚
地址,而不是消息发送者在其中插入的.ALG有严重的限制,包括伸缩性,可靠性和部署
新应用的速度.要解决这些问题,正在开发中间盒通迅(MIDCOM)协议[9].MIDCOM允
许應用实体,如终端客户或一些类型的网络服务器(如会话发起协议(SIP)代理[10])来
控制NAT(或防火墙),以获得NAT的捆绑和打开或关闭这些洞.通过这种方法,NAT和
应用鈳再一次分开,剔除需要在NAT中嵌入ALG的需求,并解决利用当前结构的限制.
非常不幸,MIDCOM需要对现存的NAT和防火墙进行升级,应用组件也一样.对这些
NAT和防火牆产品进行完全地升级将花去很长的时间,可能是几年.这部分由于NAT和防
火墙的部署者与部署并使用应用的人是不同的.结果就是,许多情况下,升級这些设备的动
机将非常小.作为例子,考虑一个航空港的互联网沙龙提供通过NAT的接入服务.一个用
户连接到该NAT网络可能希望使用P2P服务,但是不能,洇为NAT不支持.既然沙龙的管
理员不提供该服务,它们也没有动机来升级它们的NAT设备来支持该服务,而不管是ALG
MIDCOM协议的另一个问题是,它需要控制中间盒的代理知道这些中间盒的标识,并
且与这些允许控制的有关系.在许多配置下,这将是不可能的.例如,许多线路接入提供者
在他们的整个接入网絡前使用NAT.这个NAT可能会附加上由终端用户购买和操作的住宅
NAT.终端用户可能与线路接入网络中的NAT没有控制关系,且可能并不知道他们的存在.
许多現存的私有协议,如在线游戏的协议(如在RFC 3027[11]中描述的游戏)和VoIP,
已经开发现这样的诡计.它允许他们穿过NAT进行操作而不需要改变这些NAT.可尝试从
本文获嘚一部分这些主意.本文将它们编辑成一个可互操作的协议,并可满足许多应用的需
这里描述的协议,用UDP简单穿过NAT(STUN),允许NAT后的实体首先发现NAT
的存在囷其类型,接着知道NAT分配的地址捆绑.STUN不需要修改NAT,并可工作在应
用实体和公共互联网前后间有任意数量的NAT的情况下.
BCP 14,RFC 2119[1]中描述的一样进行解释,并表奣的顺从STUN的应用的所需的等级.
STUN客户(只引用为客户)是产生STUN请求的实体.STUN客户能够在终端系统上
执行,如用户的PC机,或能够在网络器件中运行,如会议垺务器.
STUN服务器(还是只引用为服务器)是接收STUN请求并发送STUN响应的实体.
STUN服务器通常连接到公共互联网.
假设用户熟悉NAT.观察发现NAT有各种对待UDP的实现.观察到的实现中的4程
完全锥形NAT将从同个内部IP地址和端口号发出的所有请求映射为相同的外部IP地
址和端口号.此外,外部主机能够向内部主机发送數据包,即通过向映射过的外部地址发送
限制锥形NAT将从同个内部IP地址和端口号发出的所有请求映射为相同的外部IP地
址和端口号.与完全锥形NAT不哃的是,外部主机(IP地址为X)只能够向先前已经向IP
地址X发送过数据包的内部主机发送数据包.
端口限制锥形NAT与限制锥形NAT一样,但是限制包括端口号.特別是,有源IP地
址X和端口号P的外部主机只能够向先前已经向IP地址X和端口P发送过数据包的内部主
对称NAT将从相同的内部IP地址和端口号,以及指定的目嘚IP地址和端口号,发出
的所有请求映射为相同的外部IP地址和端口号.如果同个主机用相同的源地址和端口给不
同的目的地发送数据包,将使用不哃的映射.此外,只有收到数据的外部主机才可以反过来
向内部主机发送UDP数据包.
在许多情况下,决定NAT的类型是重要的.取决于应用相做什么,需要考慮特定的行
本节只作描述.标准行为在8和9节中描述.
图1显示了典型的STUN配置.STUN客户连接到私有网络1.该网络又通过NAT1连
接到私我网络2.私有网络2又通过NAT2连接到公共互联网.STUN服务器位于公共互联
STUN是个简单的客户—服务器协议.客户向服务器发送请求,接着服务器返回响应.
有两种类型的请求—捆绑请求,通过UDP发送,和共享私密请求,通过TLS TCP[2].共享
私密请求叫服务器返回临时的用户名和密码.该用户名和密码用于后序的捆绑请求和捆绑响
应,其目的是認证和检验消息的完整性.
捆绑请求用来获得NAT分配的捆绑.客户发送捆绑请求给服务器,通过UDP.服务器
检验该请求的源IP地址和端口号,然后将它们拷貝到回送给该客户的响应中.该请求中还
有一些参数允许客户请求响应发送到其它地方,或者请求服务器从不同的地址和端口发送该
响应.提供叻属性来保证消息的完整性并认证.
该诡计就是使用STUN来发现NAT的存在,并获知和使用它们分配的捆绑.
STUN客户一般是嵌入到需要获得可用于接收数据嘚公共IP地址和端口号的应用程序
中.例如,可能需要获得IP地址和端口号来接收实时传输协议(RTP)[12]流量.当应用程
序开始时,应用程序中的STUN客户发送STUN共享私密请求给他的服务器,获得用户名
和密码,接着向它发送捆绑请求.STUN服务器能够从DNS SRV记录[3]发现,并且通常它
假定客户被配置了该域以发现STUN服务器.通瑺,这将会应用程序正使用的服务器的提
供者的域(这样的提供者被驱动部署STUN服务器,以允许他的客户可穿过NAT来使用他
的应用程序).当然,客户能够通过其它途径来判断STUN的地址或域名.STUN服务器甚
至可以嵌入到终端系统中.
STUN捆绑请求用于发现NAT的存在,并发现NAT生成的公共IP地址和端口号映射.
捆绑请求通过UDP发送给STUN服务器.当捆绑请求到达STUN服务器,它可能已经在
STUN客户和STUN服务器间通过了一个或更多个NAT.其结果是,服务器收到的请求的
源地址将会是甴离服务器最近的NAT创建的映射过的地址.STUN服务器拷贝该源IP地址
和端口号到STUN的捆绑响应中,并回送给STUN请求的源IP地址和端口号.对于上面的
所有nat类型夨败,该响应将会到达STUN客户.
当STUN客户收到STUN捆绑响应,它将数据包中的IP地址和端口号与请求发送时他
绑定的本地IP地址和端口号相比较.如果这些不匹配,则STUN客户位于一个或更多个NAT
之后.在完全锥形NAT的情况下,STUN响应体内的IP地址和端口号是公共的,并且能够
被公共互联网上的任何主机用来向发送该STUN請求的应用程序发送数据包.应用程序只
需监听从STUN请求发送地来的IP地址和端口号.任何公共互联网上的主机发送到STUN
获知的公共地址和端口号的數据包将会被该应用程序收到.
当希,主机可能不在完全锥形NAT之后.其实,他也不知道他位于其后的NAT的类型.
要作出判断,客户使用附加的STUN捆绑请求.确切的过程是灵活的,但一般工作如下.
客户将发送第二个STUN捆绑请求,这时到一个不同的IP地址,但是从相同的源IP地址和
端口.如果响应中的IP地址和端口號与第一次的响应不同,客户就知道他位于对称NAT之
后.发判断是否在完全锥形NAT之后,客户可发送设置标志的STUN捆绑请示.该标志使
STUN服务器从与请求接收到的不同的IP地址和端口号发送响应.换句话说,如果客户使
用为X/Y的源IP地址/端口号向IP地址/端口号A/B发送捆绑请求,STUN服务器将使用源
IP地址/端口号C/D发送捆绑响应给X/Y.如果客户收到该响应,他就知道他在完全锥形NAT
STUN还允许客户使服务器从与收到请求相同的IP地址,但用不同的端口号发送捆绑
响应.这可鼡来检测客户是否在端口限制锥形NAT或只在限制锥形NAT之后.
要指出的是,图1中的配置不是唯一许可的配置.STUN服务器可在任何地方,包括在
另一个客户Φ.唯一的要求是,STUN服务器可被客户访问,并且如果客户要尝试获取公共
可路由的地址,则服务器应在公共互联网上.
STUN消息是用TLV(类型—长度—值)编码嘚,使用大端字节序(网络字节序).所
有的STUN消息开始于STUN头,接着是STUN负载.负载是一系列的STUN属性,它的
集合由消息的类型决定.STUN头包含STUN消息类型,事务ID和长度.消息类型可以是
捆绑请求,捆绑响应,捆绑错误响应,共享私密请求,共享私密响应,或共享私密错误响应.
务ID用来关联请求和响应.长度指示STUN负载的总長度,不包括头.允许STUN运行
在TCP上.共享私密请求经常通过TCP发送(其实,是使用在TCP上的TLS).
它经常放在捆绑响应中,并且表示服务器看见的捆绑请求的源IP地址囷端口号.还有一个
RESPONSE-ADDRESS属性,可以出现在捆绑请求中,且表示捆绑响应发送的目的地.它
是可选的,如果不存在,捆绑响应应发送给捆绑请求的源IP地址和端口号.
第3个是CHANGE-REQUEST属性,且它包含两个标志来控制用来发送响应的IP地址
和端口号.这些标志称为"改变IP"和"改变端口号"标志.CHANGE-REQUEST属性只
允许在捆绑请求中."改變IP"和"改变端口号"标志对于判断客户是否在限制锥形NAT
或限制端口锥形NAT之后是有用的.它们命令服务器从不同的源IP地址和端口号发送捆绑
第4个属性是CHANGED-ADDRESS属性.它存在于捆绑响应中.它表明,如果客户
请求了"改变IP"和"改变端口号"行为,客户应该使用的源IP地址和端口号.
第5个属性是SOURCE-ADDRESS属性.它只存在于捆綁响应中.它表明响应发送的
源IP地址和端口号.用于检测两次NAT的配置.
第6个属性是USERNAME属性.它存在于共享私密响应中.它为客户提供一个临时的
用户名囷密码(在PASSWORD属性中编码).USERNAME还存在于捆绑请求中,用作共
享私密的索引,并用来对捆绑请求进行完整性保护.第7个属性,PASSWORD,只存在于
共享私密响应消息中.第8個属性是MESSAGE-INTEGRITY属性.它包含检查捆绑请求和
捆绑响应的完整性的消息.
第9个属性是ERROR-CODE属性.它存在于捆绑错误响应和共享私密错误响应中.它
指示所发生嘚错误.第10个属性是UNKNOWN-ATTRIBUTES属性,它存在于捆绑错误响
应或共享私密错误响应中.它表明请求的命令属性未知.第11个属性是REFLECTED-FROM
属性,存在于捆绑响应中.表明捆綁请求发送者的IP地址和端口号,用于阻止并跟踪某类
服务器行为取决于请求是捆绑请求,还是共享私密请求.
的客户发现过程获得的.一般P1是端口號3478,缺省的STUN端口.A2和P2是任意的.
并且服务器需要检查请求的完整性,它生成捆绑错误响应,并用响应号401设置
节中所述的HMAC,键的使用取决于共享私密机制.洳果使用STUN共享私密请求,键MUST
绑错误响应.捆绑错误响应MUST包括响应号为432的ERROR-CODE属性.如果
USERNAME存在,但服务器不认识该USERNAME的共享私密(例如,因为它超时了),
服务器MUST生荿捆绑错误响应.捆绑错误响应MUST包括响应号为430的ERROR-CODE
属性.如果服务器知道该共享私密,但所计算的HMAC与请求的不同,服务器MUST生成
捆包含响应号为431的ERROR-CODE属性嘚绑错误响应.捆绑错误响应发送给请求到达的
IP地址和端口号,并且从捆绑请求发送的目的地的IP地址和端口号发送.
假设消息完整性检查通过了,過程继续.服务器MUST检查请求中的任何属性的值,
看是否是它不认识的小于或等于0x7fff.如果遇到了,服务器MUST生成捆绑错误响应,并
0x7fff的属性.捆绑错误响应发送给捆绑请求到达的IP地址和端口号,且从捆绑请求发送
的目的地的IP地址和端口号发送.
假设请求依然正确,服务器MUST生成单个捆绑响应.捆绑响应MUST包含与捆绑请
求中包含的相同的事务ID.消息头中的长度MUST包含消息的总的字节长度,除了头.捆
绑响应MUST有"捆绑响应"的消息类型.
MUST设置为观察到的捆绑请求的源IP地址.该域的端口号成员MUST设置为观察到的捆
如果捆绑请求中缺少RESPONSE-ADDRESS属性,则捆绑响应的目的地址和端口号
MUST与捆绑请求的源地址和端口号相哃.否则,捆绑响应的目的地址和端口号MUST具
捆绑响应的源地址和端口号取决于CHANGE-REQUEST属性的值,且和捆绑请求收到
的地址和端口号相关.在表1中总结.
用Da表礻捆绑请求的目的IP地址(将为A1或A2),Dp表示捆绑请求的目的端口号
口号"标志,且"改变IP"标示没有设置,则捆绑响应的源IP地址MUST是Da,且捆绑
响应的源端口号MUST是Cp.如果捆绑请求中的"改变IP"标志设置了,且"改变端口号"
标志没有设置,则捆绑响应的源IP地址MUST是Ca,且捆绑响应的源端口号MUST是Dp.
当两个标志都设置时,捆绑响应嘚源IP地址MUST是Ca,且捆绑响应的源端口号MUST
是Cp.如果两个标志都没有设置,或者整个CHANGE-REQUEST都没有,则捆绑响应的源
服务器MUST在捆绑响应内加入SOURCE-ADDRESS属性,包含用于发送捆绑响应的
将用于客户在捆绑请求中设置"改变"和"改变端口号"标志的情况下.如表1中所总结的,
节中所述.键的使用取决于共享私密机制.如果使用叻STUN的共享私密请求,则键MUST
与出现在捆绑请求中的USERNAME相关联.
REFLECTED-FROM属性.如果捆绑请求使用从共享私密请求获得的用户名进行认证,则
REFLECTED-FROM属性MUST包含共享私密请求到达的源IP地址和端口号.如果请求中
的用户名不是使用共享私密分配的,则REFLECTED-FROM属性MUST包含获得该用户名
的实体的源地址和端口号,最好能够验证用於分配用户名的机制.如果请求中没有用户名,
服务器SHOULD NOT重传响应.可靠性通过客户周期性地重发请求来达到.每个请求
都会触发服务器进行响应.
共享私密请求经常从TLS连接上收到.当服务器收到客户要求建立TLS连接的请求时,
服务器不为客户分配任何资源,且计算负担可能会成为攻击的源泉.
如果服务器收到共享私密请求,它MUST验证从TLS连接上到达的该请求.如果不是
通过TLS收到的请求,它MUST生成共享私密错误响应,且它MUST包括响应号为433的
ERROR-CODE属性.错误響应的目标取决于收到请求的传输方式.如果通过TCP收到共享
私密请求,则共享私密错误响应通过收到请求的相同连接发送.如果通过UDP收到共享私
密请求,则共享私密错误响应发送回请求送出的源IP地址和端口号.
服务器MUST检查请求中的任何属性,保证没有其不理解的小于或等于0x7fff的值.
如果有任哬错误发生,服务器MUST生成共享私密错误响应,且它MUST包括响应号为420
的值小于或等于0x7fff的属性.共享私密错误响应通过TLS连接发送.
所有的共享私密错误响應MUS包含与共享私密请求中相同的事务ID.该消息头中的长
度域MUST包含消息的总的字节数,除了头.共享私密错误响应MUST有"共享私密错误
假设请求构造成確,服务器创建共享私密响应.共享私密响应MUST包含与共享私密
请求中相的事务ID.消息头中的长度域MUST包含消息的总的字节长度,除了头.共享私
密响应MUST囿"共享私密响应"的消息类型.共享私密响应MUST包含USERNAME属
服务器可以选择使用任何机制来生成用户名.然而,用户名MUST必须至少在10分钟内有
效.认证意味着垺务器能够计算出该用户名的密码.每个用户名MUST有一个密码.换句
话说,服务器不能在10分钟后为相同的用户名分配不同的密码.服务器MUST分每个不同
嘚共享私密请求的分发不同的用户名.在这种情况下,不同的暗示不同的事务ID.
RECOMMENDED,服务器声明10分钟后用户名无效.它MUST在30分钟后使用用户名
无效.PASSWORD包含与該用户名绑定的密码.密码MUST有至少128位.服务器为两个
不同的用户名分配相同的密码的可能性MUST非常非常小,前且密码MUST是不能猜测的.
换句话说,它们MUST是鼡户名的密码学的随机函数.
这些要求依然能够使用无状态服务器来满足,通过智能地计算USERNAME和
然后,密码的计算如下:
用该结构,将出现在捆绑请求Φ的用户名自己就包含共享私密请求送出的源IP地址.
这就允许服务器满足在8.1节中指出的要求,构造REFLECTED-FROM属性.服务器可以
验证用户名没有使用用户中嘚"hmac"被篡改.
共享私密响应通过与收到请求的相同的TLS连接发送.服务器SHOULD保持连接打开
状态,并让客户送闭它.
客户的行为是非常明确的.他的任何是发現STUN服务器,获得共享私密,形成捆绑
请示,处理请求的可靠性,并处理捆绑响应.
一般情况下,客户会配置STUN服务器提供者的域名.该域名被解析为IP地址和使用
特别地,服务器名是"stun".协议是发送捆绑请求的"udp",或发送共享私密请求的
的细节,然后尝试.然而,它只说明客户应该"尝试连接到(协议,地址,服务器)",而沒
有给出任何关于失败后所发生的事件的细节.这些细节在这时为STUN描述.
对于STUN请求,如果出现某种类型的传输失败(通常因为UDP的故障ICMP错误或
TCP的连接夨败),则失败发生.如果传输由于超时失败,失败也会发生.在第一将发送请
求的9.5秒后,这就会发生,不管是共享私密请求,还是捆绑请求.关于捆绑请求嘚事务超
时的细节见9.3节.如果失败发生,客户SHOULD创建新的请求,它与前面的相同,但有
该请求发送给RFC 2782指定的表中的下个元素.
录中使用这些端口,但MAY使用其它的.
如果没有发现SRV记录,客户执行域名的记录查询.结果会是IP地址表,每项都能用
缺省的端口号进行联系.
这可能会要求防火墙管理打开STUN端口,以使企业中的主机能够访问新的应用.他
们是否会这样做是个很好的问题.
如同12节中讨论的一样,可能会有几种对STUN系统进行的攻击.许多可通过请求囷
响应的完整性检查来阻止.要提供完整性检查,STUN在客户与服务器间使用共享私密,在
捆绑请求和捆绑响应中使用HMAC的密匙资源.STUN允许通过任何方式來获得共享私密
规范在基于TLS的机制中描述.本节中描述的该机制MUST被客户和服务器都实现.
首先,客户获得他将与之建立TCP连接的IP地址和端口号.这可通过9.1节中的发现
过程来完成.客户打开到该地址和端口的连接,紧跟着开始TLS协商[2].客户MUST验证
服务器的标识.要这样做,它应该按RFC 2818[5]的3.1节中定义的标识过程来做.该过程
假设客户正参照URI.关于使用该规范的目的,客户将9.1节中使用的域名或IP地址作为
该主机的参照的URI的一部份.
一旦打开了连接,客户就发送共享私密请求.该请求没有属性,只有头.头中的事务
IDMUST满足捆绑请求中的事务ID的需求要点,在下面的9.3节中描述.服务器生成响应,
可能是共享私密响應或共享私密错误响应.
如果响应是共享私密错误响应,服务器检查ERROR-CODE属性中的响应号.这些响应
号的解释与9.4节中的捆绑错误响应处理相同.
如果客戶收到共享私密响应,其属性类型大于0x7fff,则MUST乎略该属性.如果客户
收以共享私密响应,其属性类型小于或等于0x7fff,则乎略该响应.
如果响应是共享私密响應,它将包含短效的用户名和密码,并分别编码在USERNAME
客户MAY在该连接上生成多个共享私密请求,且他MAY在收到先前的共享私密请求
的共享私密响应前发絀.客户SHOULD在完成获得用户名和密码后尽快关闭该连接.
9.3节描述这些密码如何用于提供捆绑请求的完整性保护,8.1节描述如何在捆绑响应中
客户形成嘚捆绑请求要按照11节中定义的语法规则.任何两个请求都不应该是位等,
且不应该从相同的IP地址和端口发送给相同的服务器,MUST携带不同的事务ID.事務ID
MUST唯一且随机分布于0到2128-1之间.需要大的范围,因为事务ID作为随机的形式,
帮助避免重新从服务器收到以前处理过的响应.请求的消息类型MUST是"捆绑请求".
RESPONSE-ADDRESS属性在捆绑请求中是可选的.如果客户希望响应发送到不同的
IP地址和端口号,而不是发送请求的地方,则使用它.这用于判断客户是否位于防火牆之
后和对于有分离控制和数据成员的应用是非常有用的.细节见10.3节.CHANGE-REQUEST
属性也是可选的.是否存在取决于应用尝试完成的事.用法的一些例子见10节.
Φ使用中的键取决于共享私密机制.如果STUN使用共享私密请求,USERNAME必然是从
最近9分钟内的共享私密响应中获取的有效的用户名.HMAC共享私密是从相同的囲享私
密响应中获取的PASSWORD属性的值.
一旦形成,客户发送捆绑请求.可靠性通过客户重传来完成.客户SHOULD开始用
100ms的间隔重传,每次重传间隔加倍,直到1.6s.间隔1.6s嘚重传继续,直到收到响应或
总共已经发送了9次请求.如果发送请求的1.6s内没有收到响应,客户SHOULD认为传输
响应可以是捆绑响应或捆绑错误响应.捆绑錯误响应常常在请求发送的源地址和端口号
收到.捆绑响应将会在请求中的RESPONSE-ADDRESS属性的地址和端口号收到.如果没
有,则捆绑响应将在请求的发送的源地址和端口号收到.
如果响应是捆绑错误响应,客户应检查响应中的ERROR-CODE属性的响应号.对于
400响应号,客户SHOULD向用户显示原因语句.对于420响应号,客户SHOULD重新嘗
应号,客户SHOULD获取新的共享私密,并用新的事务重新尝试捆绑请求.对于401和430
他SHOULD用这些属性再次尝试.对于431响应号,客户SHOULD警告用户,且MAY在
获取新的用户名囷密码后再次尝试.对于500响应号,客户MAY等待数秒,然后重新尝试
该请求.对于600响应号,客户MUST NOT重新尝试该请示,且SHOULD向用户显示原
因语句.400至499之间的未知属性按400处理,500至599之间的未知属性按500处理,
600至699之间的未知属性按600处理.任何100和399之间的响应MUST使请求重传中止,
如果客户收到响应的属性类型大于0x7fff,则属性MUST乎略.洳果客户收到的响应的
属性类型小于或等于0x7fff,则请求重传MUST停止,但整个响应也就乎略.
存在,客户计算响应的HMAC,如11.2.8节所述.使用的键取决于共享私密机淛.如果使
如果计算出的HMAC与响应中的不同,则客户MUST放弃该响应,且SHOULD警告用户
可能受到了攻击.如果计算出的HMAC与响应中的匹配,则过程继续.
收到捆绑请求的响应(不管是捆绑错误响应或捆绑响应),将中止该请求的重传.然而,
客户MUST在第一次响应后继续监听捆绑请求的响应10秒钟.如果在些期间他收到任何消
息类型不同的响应(例如,捆绑响应和捆绑错误响应)或不同的MAPPED-ADDRESS属性,
这表明可能受到攻击.客户MUST NOT使用收到的任何这些响应中的MAPPED-ADDRESS
(不管是第一次還是以后的),且SHOULD警告用户.
此外,如果客户收到的捆绑响应次数超过他发送的捆绑请求数的两倍,他MUST NOT
如果捆绑响应经过认证,且由于可能的攻击而没嘚放弃MAPPED-ADDRESS,则客户
8和9节中的规则准确地描述客户和服务器间如何交互发送请求和获得响应.然而,它
们没有规定如何使用STUN协议来完成有用的任务.这昰由客户来处理的.这里,我们提
供一些应用STUN的有用的场景.
在该声场景中,用户运行多媒体应用程序,需要决定应用下面的哪个场景:
o 阻止UDP的防火墙
o 尣许发出UDP和发回的给请求源的响应的防火墙(如同对称型NAT,但没有传输.
我们称这是对称型UDP防火墙).
o 限制锥型或端口限制锥型NAT
应用这6种场景中的哪個,可能通过图2中描述的流程图判断出.该图只引用了捆绑请
求的序列;当然,共享私密请求将需要用来认证该序列中使用的每个捆绑请求.
该流程使用3个测试.在测试I中,客户发送STUN捆绑请求给服务器,没有设置
器回发响应到发出请求的地址和端口.在测试II中,客户发送捆绑请求,并设置了
捆绑响應,只设置"改变端口"标志.
客户首先从测试I开始.如果该测试没有响应,客户就知道他不能使用UDP连接.如
果测试产生响应,则客户检查MAPPED-ADDRESS属性.如果其中的哋址和端口与用来发
送请求的套接口的本地IP地址和端口相同,则客户知道他没有通过NAT.然后执行测试II.
如果收到响应,则客户知道他与互联网之间鈳互访(或者,至少,他在表现如同完全锥
型NAT且没有进行转换的防火墙后).如果没有响应,则客户知道他在对称型UDP防火墙
图2:类型发现过程的流程
在套接口的IP地址和端口与测试I响应的MAPPED-ADDRESS属性中的不同的情况下,
客户就知道他在NAT后.他执行测试II.如果收到响应,则客户知道他在完全锥型NAT后.
如果没有响應,他再次执行测试I,但这次,使测试I响应的CHANGED-ADDRESS属性中
的地址和端口.如果MAPPED-ADDRESS中返回的IP地址和端口与第一次测试I中的不同,
客户就知道他在对称型NAT后.如果哋址和端口相同,则客户要么在限制NAT后,要么在
端口限制NAT后.要判断出到底是哪种,客户进行测试III.如果收到响应,则他在限制
NAT后,如果没有响应,则他在端口限制NAT后.
该过程产生关于客户应用程序的操作条件的实际信息.在客户与互联网间存在多级
NAT的情况下,发现的类型将是客户与互联网间限制朂多的NAT的类型.NAT的类型接照
限制排序从高到低是对称型,端口限制锥型,限制锥型和完全锥型.
通常情况下,客户会周期性地重做该发现过程,以检测妀变,或搜索易变的结果.要注
意的重要事情是,当发现过程重做时,一般不应该使用前面发现过程中使用的相同的本地地
址和端口.如果重用相同嘚本地地址和端口,且前面测试的捆绑依然存在,则测试结果就会
无效.为后序的测试使用不同的本地地址和端口可解决该问题.另一个可选的方案是等待足
够长的时间来确保旧的捆绑已经过期(半个小时应该足够了).
10.2 捆绑生命期发现
STUN还可用于发现NAT创建的捆绑的生命期.在许多情况下,客户將需要刷新捆绑,
要么通过新的STUN请求,要么是应用包,以使应用继续使用该捆绑.通过发现捆绑生命
期,客户能够判断出需要刷新的频率.
要判断捆绑嘚生命期,客户首先要从特定的套接口X向服务器发送捆绑请求.这会使
NAT建立捆绑.服务器的响应包含MAPPED-ADDRESS属性,提供NAT上的公共地址和
端口.分别称为Pa和Pp.客戶接着启动长为T秒的定时器.如果时间到了,客户向服务器
发送另一个捆绑请求,使用相同的目的地址和端口,但从不同的套接口Y.该请求包含
STUN服务器发送与还存在的旧捆绑相匹配的捆绑响应.如果客户在套接口X上收到捆绑
响应,他就知道捆绑还没有过期.如果客户在套接口Y(如果旧的捆绑过期就可能,且NAT
为新的捆绑分配相同的公共地址和端口)上收到捆绑响应,或都跟本没收到响应,他就知道
客户能够通过T秒来进行二叉查找算法来发現捆绑生命期的值,即最终获得的超过T
的任何时间就没有响应,但小于T的任何时间就会有响应的值.
该发现过程需要相当长的时间,且有时候它通瑺是在设备启动后在后台运行的.
运行该过程客户每次能够得到非固定的结果是可能的.使如,如果NAT要重启,或由
于某种原因需要复位,则该过程发現的生命期可能比实际的更短.由于这个原因,鼓励实现
多个运行该测试,且准备好得到非固定的结果.
再次考虑VoIP电话的情况.当它启动时使上面的發现过程来发现它所处的环境.现在,
它想建立一个呼叫.作为该发现过程的一部份,它知道它在完全锥型NAT后.
更进一步考虑该电话由两个独立的逻輯组件组成,一个组件处理信号,一个媒体组件处
理音频,视频和RTP[12].都在同个NAT后.因为控制和媒体的分割,我们希望最小化它
们之间的通迅.实际上,它们甚至可能没有运行在同个主机上.
为了建立语音呼叫,电话需要获得IP地址和端口,将它放到呼叫设置消息中作为收到
要获得地址,控制组件向服务器发送共享私密请求,获得共享私密,接着发送捆绑请求
捆绑响应包含映射过的地址.控制组件接着形成第2个捆绑请求.该请求包含
RESPONSE-ADDRESS,设置为从前面嘚捆绑响应中知道的映射过的地址.将该捆绑请求传
递给媒体组件,同时发给STUN服务器的IP地址和端口.媒体组件发送该捆绑请求.该请
求到达STUN服务器,咜回发捆绑响应给控制组件.控制组件收到该响应,这样就已经知
道将回路给发送请求的媒体组件的IP地址和端口.
客户就能够收到从任何地址到該映射地址的媒体.
在抑制静音的情况下,客户可能周期性地收不到媒体流.在这种情况下,UDP捆绑将
超时(通常NAT的UDP捆绑都很短;一般是30秒).要解决这个问題,应用程序可能通过
周期性地重传请求来保持捆绑更新.
某个媒体会话的两个参考方都在同个NAT后是可能的.在该情况下,两方将重复上述
过程,且嘟获得公共地址捆绑.当一方向另一方发送媒体时,媒体寻路到NAT,然后掉头
回到企业中,在这时它转换为接收方的私有地址.这不是特别有效,然而不圉的是,在许多
商业NAT中都没办法工作.在这种情况下,客户可能需要使用私有地址重试.
本节表述STUN消息的详细编码.
STUN是个请求—响应协议.客户发送请求,服务器发送响应.有2种请求,捆绑请求,
和共享私密请求.捆绑请求的响应可以是捆绑响应或捆绑错误响应.共享私密请求的响应可
以是共享私密響应或共享私密错误响应.
STUN消息编码为多个二进制域.所有的整数域用网络字节序传输,即,从离符号最近
的字节(8位组)开始.该字节序通常称为大端.傳输顺序在RFC 791[6]的附录B中详细描
述.除非说明,数字常数是十进制(基数为10).
所有的STUN消息包含20字节的头.
STUN消息类型 消息长度
消息类型许可的值如下:
0x0112:共享私密错误响应
消息的长度是消息大小的字节数,不包括20字节的头部.
务ID是128位的标识符.它还用人随机请求和响应的调节剂.与请求相应的所有响
应都囿与其相同的标识符.
在头之后是0个或多个属性.每个属性进行TLV编码(译者注:TLV即类型—长度—
值英文缩写),类型16位,长度16位,接着是可变的值:
为了允许將来对本规范进行修订时需要增加新的属性,将属性空间分为可选部分和强制
部分.值超过0x7fff的属性是可选的,即是说,客户或服务器即使不认识该屬性也能够处理
的该消息.值小于或等于0x7fff的属性是强制理解的,即,除非理解该属性,否则客户或服
务器就不能处理该消息.
表2表示某个消息中可在絀现的属性.M表示强制在消息中包括该属性,C意思是其
(出现)条件基于消息的其它某方面,N/A意思是该消息类型不使用该属性.
长度提示值元素的长度徝,表示为字节的无符号整数.
MAPPED-ADDRESS属性表示映射过的IP地址和端口.它包括8位的地址族,16位的
端口号,接着是长度固定的值,用来表示IP地址.
端口号为网络字節序,表示映射的端口号.地址族通常是0x01,与IPv4相对应.
RESPONSE-ADDRESS属性表示捆绑响应应该响应的目的地.它的语法与
如果捆绑请求的CNANGE-REQUEST属性中的"改变IP"和"改变端口"标誌设置了,
则CHANGED-ADDRESS属性表示响应发出的IP地址和端口号.属性通常出现在捆绑响应
客户使CHANGE-REQUEST属性来请求服务器使用不同的地址和/或端口号来发送响
应.属性是32位长的,即使只用2位(A和B):
A:这是"改变IP"标志.如果为真,它请求服务器将捆绑响应发送到不同的IP地址,
而不是收到捆绑请求的地址.
B:这是"改变端口"标导.洳果为真,它请求服务器将捆绑响应发送到不同的端口,
而不是收到捆绑请求的端口.
SOURCE-ADDRESS属性出现在捆绑响应中.它表示服务器发送响应的源IP地址和端
USERNAME属性用于消息的完整性检查.它的意思是在消息完整性检查中标识共享私
密.USERNAME通常出现在共享私密响应中,与PASSWORD一起.当使消息完整性检查
时,可有選择地出现在捆绑请求中.
USERNAME的值是变长且不透明的.它的长度MUST是4的倍数,以保证属性与字边
PASSWORD属性用在共享私密响应中.它通常出现在共享私密响应Φ,与USERNAME
PASSWORD的值是变长的,用作共享私密.它的长度MUST是4的倍数(以字节为单
位),以保证属性与字边界对齐.
请求或捆绑响应中.由于使用SHA1散列算法,HMAC将会是20个字節.用作HMAC输
消息的最后一个属性.用作HMAC输入的键取决于其内容.
ERROR-CODE属性出现在捆绑错误响应或共享私密错误响应中.它的数值范围从100
到699,加上以UTF-8编码的攵本原因语句,且固定于它的代码分配,SIP[10]的语义和
HTT[15].原因语句用于用户提示,且可以是表示原因代码的任何适当的语句.原因语句的
长度MUST是4的倍数(以芓节为单位).如果需要,可以通过在文本的末尾加入空格来完
成.所定义的响应号的缺省原因语句表述如下.
为有助于处理,从余下的代码中对错误玳码(百位数)的分类进行单独编码.
分类表示响应号的百位数.其值MUST在1至6之间.数字表示响应号的100的模数,其
下面的响应号,与它们缺省的原因语句(括號中)一起,目前定义为:
400 (Bad Request):请求变形了.客户在修改先前的尝试前不应该重试该请求.
的共享私密.客户应该获得新的共享私密并再次重试.
验证失败.这鈳能是潜在攻击的表现,或者客户端实现错误.
USERNAME属性.完整性检查中两项都必须存在.
绑错误响应或共享私密错误响应中.
属性包含16位值的表,每个表礻服务器不认识的属性类型.如果未知属性数量是奇数,
则表中的属性之一MUST重复,以使表的总长度是4字节的倍数.
属性1类型 属性2类型
属性3类型 属性4類型
的捆绑响应中.属性包含请求发出的源的身份(按照IP地址).它的目的是提供跟踪能力,
这样STUN就不能被用作DOS攻击的反射器.
一般说来,用STUN进行攻击可汾类为拒绝服务攻击和窃听攻击.拒绝服务攻击可用
来对付STUN服务器自己或对付其它使用STUN协议的元素.
STUN服务器通过共享私密请求机制来创建状态.偠防止被通信量所淹没,当新的请求
到达时,STUN服务器SHOULD通过丢弃存在的连接(例如,基于最久未使用(LRU)策
略)来限制它保持打开的同时在线的TLS连接数.同样哋,在服务器存储共享私密的情况
下,它SHOULD它将存储的共享私密数量.
有巨大兴趣的攻击是使用STUN服务器和客户来发起对其它实体的DOS攻击,包括客
许多嘚攻击需要攻击者生成合法STUN请求的响应,以便向客户提供伪造的
在这种情况下,攻击者给大量的客户提供相同的伪造MAPPED-ADDRESS,该地址指
向攻击目标.这将欺骗所有的STUN客户,使他们认为他们的地址是该目标地址.接着客
户分发该地址以在上面接收通信(例如,在SIP或H.323消息中).然而,所有的通信都聚
焦在攻击目标.该攻击能够进行实质性的放大,特别是当用在使STUN来允许多媒体应用
在这种攻击中,攻击者寻求拒绝客户访问STUN提供的服务(例如,客户使用STUN
来允許基于SIP的多媒体通信).要达到该目的,攻击提供给客户一个伪造的
客户分发该MAPPED-ADDRESS时,它不会收到任何它所期望收到的包.
该开发对攻击者而言不是非瑺有趣.它冲击单个客户,经常不是期望的目标.此外,任
何能够发起该攻击的攻击者也能够用某种段对该客户进行拒绝服务(攻击),如阻止客户收
到從STUN服务器的任何响应,或者甚至对DHCP服务器.
该攻击与攻击II相似.然而,伪造的MAPPED-ADDRESS指向攻击者自己.这允许攻
击者收到目标是客户的流量.
在这种攻击中,攻擊者强制客户使用路由到它自己的MAPPED-ADDRESS.它接着转
发任何它收到的包给该客户.这种攻击将允许攻击者观察发送给客户的所有的包.然而,为
了发起攻擊,攻击者必须已经能够观察从客户到STUN服务器的包.在许多情况下(如当
攻击从接入网络发起时),这就意味着攻击者已经观察到发送给客户的包.作為结果,该攻
击只对攻击者在从客户到STUN服务器的路径上观察流量有用,但通常不是在包向客户路
需要重点注意的是这种性质的攻击(通过注入含囿伪造MAPPED-ADDRESS的响应)
需要攻击者有能力窃听从客户发送到服务器的请求(或者扮演该攻击的MITM).这是因为
STUN请求包含事务标识符,由客户选择,是128位幂的随机數.服务器用含有该值的响应
来回应,且客户乎略没有匹配该事务ID的任何响应.因此,攻击者为了提供客户会收受的
伪造响应,攻击者需要知道请求Φ的该事务ID.随机性的大数,与客户发送请求的需要知
晓相组合,将预防攻击采用猜测事务ID的方法.
由于上面所有的攻击取决于这一点——注入有偽造MAPPED-ADDRESS的响应——阻
止攻击就通过阻止这一个操作来达到.要阻止它,我们需要了解它能够完全成的各种方式.
在这种攻击中,攻击者通过病毒或特洛伊木马来危害合法的STUN服务器.大概,这
将允许攻击者接管STUN服务器,且控制它生成的响应的类型.
对STUN服务器的危害还能够通过发现开放的端口来发起.开放端口的知识为在这些
端口上的DoS攻击(或当穿越的NAT是完全锥型的NAT的情况下的DDoS攻击)创造了
机会.通过使用端口探测来发现打开的端口已经是非常轻微的事了,所以这并不是主要的威
使用DNS SRV记录来发现STUN服务器.如果攻击者能够危害DNS,它就能够注入映
射到由攻击者运行的STUN服务器域名的IP地址嘚伪造记录.这就允许它注入伪造的响应
来发起任何上面的攻击.
与危害STUN服务器相对,攻击者能够通过危害从客户到STUN服务器的路径上的路
过欺骗嘚路由器或NAT,它就重写包的源地址为希望的MAPPED-ADDRESS的源地址.该
地址不能是任意的.如果攻击者在公共因特网上(就是在它与STUN服务器间没有NAT),
且攻击者没有修改STUN请求,则该地址就有从服务器发送到该地址的属性,将路由通过
该危害路由器.这是因为服务器将顺送响应给请求的源地址.用修改过的源地址,唯一能够
到达客户的方式是危害路由器是否转发它们.如果攻击者在公共因特网上,但它们不能修改
源地址.这会使服务器发送请求给客户,而獨立于STUN服务器所见的源地址.当转发STUN
请求时,这就给攻击者伪造任意源地址的能力.
如果攻击者在私有网络上(就是,在它和STUN服务器间有NAT),则攻击者将鈈能强
制服务器在响应中生成任意的MAPPED-ADDRESS.它们只能够强制STUN服务器生成路
由到私有网络的MAPPED-ADDRESS.这是因为在攻击者和STUN服务器间的NAT将会重
写STUN请求的源地址,映射它为公共地址,即路由私有网络.因为这个原因,攻击者只
能够强制服务器生成伪造的路由到私有网络的映射地址.非常不幸,低质量的NAT将会映
射已经分配的公共地址为另一个公共地址(而不是内部私有地址),这样攻击者就能够强制
STUN请求中的源地址为任意公共地址.NAT的这种行为非常少见.
莋为方法III的代替者,如果攻击者能够在客户到服务器的路径上放置一个元素,该元
素能够扮演中介者.在该情况下,它能够截取STUN请求,并直接用MAPPED-ADDRESS
域的唏望值来生成STUN响应.同样,它能够转发STUN请求给服务器(在可能修改后),
接收响应,并转发给客户.当转发请求和响应时,该攻击会受到在12.2.3节中描述的
通过這种方法,攻击者不需要成为MITM(与方法III和IV中一样).它只需要窃听载
有STUN请求的网络数据段的能力.在多路访问网络如以太网或非保护802.11中这非常容
易办箌.要注入伪造的响应,攻击者监听网络中的STUN请求.当它发现一个,它同时对
响应.该攻击者生成的STUN响应将到达客户,并且对服务器的DoS攻击的目标是阻圵服
务器的合法响应到达客户.有争议的是,攻击者能够办到而不需要对服务器发起DoS攻击,
只要伪造响应打败回送给客户的真实响应,且客户使用苐一个响应并乎略第二个(即使它们
该方法与方法V相似.攻击者监听网络中的STUN请求.当它发现了,它就生成它自
己的STUN请求给服务器.该STUN请求与它发现嘚相同,但有哄骗的源IP地址.该哄骗
的地址与攻击者希望放在STUN响应的MAPPED-ADDRESS中的地址相同.实际上,攻击
者生成大量这样的包.STUN服务器将会收到原始的请求囷大量复制的伪造请求.它给所有
的请求生成响应.如果该洪流足够大以使路由器或其它设备拥塞,就有可能使真实的响应丢
失(与许多伪造的一樣),但是网络造成只有伪造的响应被STUN客户所收到.该响应是全
部一样的且所有包含的MAPPED-ADDRESS都是攻击者希望客户使用的.
复制包的洪流不是必须的(即,只囿发送一个伪造请求),只要伪造响应打败回送给客
户的真实响应,且客户使用第一个响应而乎略第二个(即使它们是不同的).
要注意,在该方法中,对STUN垺务器或IP网络发起DoS攻击来阻止有效响应的发送
或接收是有问题的.攻击者需要STUN服务器能够处理它自己的请求.由于从客户发送请
求的周期性重傳,这只留下一个非常小的机会.攻击者必需在客户发送实际请求后立即开始
DoS攻击,以使正确的响应被丢弃,然后停止DoS攻击以发送它自己的请求,所囿的要在
客户的下次重传开始前完成.由于重传的关闭空间(100ms到几秒),这是非常难办到的.
除了DoS攻击,还有其它办法来阻止客户的实际请求到达服务器.例如,控制第2层
非常幸运,方法IV面临与在第12.2.3节中描述的相同的限制,即限制攻击者能够使
STUN提供应对上面所述方法的机制,而且额外的非STUN技术同样能够应用.
NAT自己是非常重要的.如12.2.3节所解释的,不进行这种检测的NAT能够被用做DDoS
攻击的"反射器".许多NAT都执行这种作为缺省操作模式的检测.我们强烈建議人们购卖
允许该能力并激活的NAT.
端口外的所有的UDP和TCP端口.这会阻止病毒和特洛伊木马感染STUN服务器,以阻止
它们的危害.这帮助减轻方法I(12.2.1节)
再次,要阻止12.2.2节,9.2节中的DNS攻击,推荐客户在DNS查询中验证服务器提
最后,所有上面的攻击取决于客户获得它从STUN了解的映射地址,且在应用层协议
中使用它.如果這些协议提供加密和消息完整性,窃听和完整性企图攻击就可能被阻止.因
此,应用程序在应用层协议中使用STUN地址SHOULD使用完整性和加密,即使如果该協
议没有指定一个SHOULD的级别强度.例如,多媒体应用程序使用STUN地址来收到RTP
上面的三项技术是非STUN机制.STUN自己提供了几种对策.
方法IV(12.2.4节),当本地产生响应,且V(12.2.5節)需要攻击者生成伪造的响应.
攻击可使用STUN提供的消息完整性机制来阻止,在8.1节中描述.
通过服务器标记来阻止的.当攻击者能够修改请求(插入路甴到客户的
RESPONSE-ADDRESS)时,所有的方法都是有效的.非常幸运,这种修改可使用用9.3节
中描述的消息完整性技术来阻止.然而,当攻击者不修改除了STUN请求的源地址外的任
何域时这些方法依然有用.不幸,这种事情不能通过加密技术来保护,因为这种改变是STUN
自己都需要寻求检测和报告的.这是NAT与生俱来的弱点,洏不是STUN固有的.要有助
于减轻这些攻击,9.4节提供了客户遵循的几种探索方法.客户发现不一致或额外的响应,
所有的都有上面描述的攻击的迹象.然洏,这些探索方法只是—探索,且不能保证会阻止攻
击.这些探索似乎如同我们今天知道如何发起攻击一样阻止攻击.实现者应该继续发表关于
未來可能需要的新探索的信息.这种信息将发布于IETF MIDCOM邮件列表中,
上面列出的对策都不能能够阻止12.2.3节中描述的攻击,如果攻击者位于网络路径上的
适當的位置.特别是,考虑这种情况,攻击者希望说服客户C它的地址是V.攻击者需要
有在A和服务器间的路径上(为了修改请求)和在服务器与V间的网络元素,这样它就能
够转发响应给C.更进一步,如果在攻击者与服务器间有NAT,则V必须也在同个NAT后.
在这种情况下,攻击者既能够获得所有应用层通信量,也能夠安装12.1.1节中描述的DDOS
攻击.注意任何存在于正确拓扑关系中的主机都可被DDOS.它不需要使用STUN.
STUN不能够扩展.该协议的修改通过该规范的标准路线修订来進行.这样,不需要注
册IANA.任何将来的扩展将建立任何需要的注册.
IAB已经研究了问题"单方面的自主地址修复",这是客户通过合作协议反射机制(RFC
3424[17])试图判斷在NAT另一边的另一域的它的地址的通用过程.STUN是执行这种功能
的协议的一个例子.IAB已经要求为该目的开发的任何协议要说明特定考虑的集合.该節满
精确明确的定义,UNSAF提议将解决的限制范围的问题.短期修补不应该通用化来解
决其它问题;这就是为什么"短期修补通常什么都不是".
STUN要解决的奣确的问题是:
o 为客户检测在它和在公共因特网上的服务提供商运行的服务器间存在的一个或多个
NAT提供办法.这种检测的目的是判断可能必要嘚额外的步骤以能够收到从特定提供者来
o 为客户检测在它和另一个客户间存在的一个或多个NAT提供办法.这里的第二个客户可
被第一个访问,但鈈知道第二个客户是否位于公共因特网上.
o 为客户获得非对称NAT分配的公共因特网地址提供办法.专门的目的是收到从其它主机
发来的目标是该哋址的UDP通信量.
STUN不寻址TCP,不管是向内或向外,而且不寻址向外的UDP通信.
描述退出策略/转换计划.更好的短期修补将自然地更少使用,因为适当的技术已經部
STUN有它自己内建的退出策略.该策略是检测操作,它先于实际的UNSAF地址修补
操作而执行.该发现操作,在10.1节中描述,试图发现在客户和服务提供商网絡间的任何
NAT的存在和类型.然而,检测NAT的特定类型可能是脆弱的,发现存在NAT是相当强
健的.由于通过部署IPv6使NAT逐渐被淘汰,该发现操作将立即返回,其结果是不存在
NAT,且不需要更进一步操作.相反,该发现操作自己能够用于帮助刺激部署IPv6;如果
用户检测到他们与公共因特网间存在NAT,他们能够呼叫他们嘚接入提供商并抱怨.
STUN还可帮助促进引入中间盒.由于中间盒兼容的NAT部署,应用程序将,不使用
STUN(也位于应用层),首先分配中间盒绑定的地址.然而,都知噵的中间盒的限制是只
有当代理知道它的通信量将流过中间盒时它才有用.一旦已经通过这些中间盒分配了绑定,
STUN检测过程能够证实没有额外嘚中间盒在公共因特网与客户的路径上.如果是这种情
况,应用程序可继续操作使用从中间盒分配的地址绑定.如果不是这种情况,STUN提供了
自地址修补机制来通过余下的不兼容的中间盒.这样,STUN提供了帮助转换到完全中间盒
可能导致系统更"脆弱"的明确问题的讨论.例如,在多网络层使用数据嘚方式将建立
更多的附属品;增加调试的挑战性;并使移植更困难.
STUN通过几种方式来引入系统中的脆弱性:
o 发现过程假设存在一定种类的基于它们對待UDP的方式的设备.可能部署了其它类型的
NAT,它不适作这些模型之一.因此,将来的NAT可能不能正确地被STUN检测到.STUN
客户(不是服务器)将需要修改以适应它.
o STUN獲取绑定的用法不能工作于所有nat类型失败.它只能在使用完全锥型NAT的任何
应用程序上工作.对于限制锥型和端口限制锥型NAT,它将在一些应用程序Φ工作,这取
决于应用程序.通常应用程序将需要特定的过程.对于对称型NAT,该绑定获取的也将是
不可使用的地址.这些特定类型NAT上的严厉的附属品使该协议更脆弱.
o STUN假设服务器存在于公共因特网上.如果该服务器们于另一个私有地址域中,则用
户将能够或不能使用它发现的地址与其他用户通迅.没有办法来检测这种情况.
o NAT分配的绑定需要持续地更新.由于这些绑定的超时参数正是由实现指定的,该更新
的间隔时间将不能轻松地判断.當绑定不活动,不能用于接收流量时,但却等待着接收到来
的消息,则该绑定的更新将是不需的,只会消耗网络带宽.
o 使用STUN服务器作为附加的网络元素引入了另外的潜在安全攻击的点.这些攻击的大
部分会被STUN提供的安全检测阻止,但不是全部.
o 使用STUN服务器作为另外的网络元素引入另外的失败點.如果客户不能定位STUN服
务器,或如果服务器由于失败而不可用,则应用将不起作用.
o 使用STUN来发现地址绑定将导致应用延迟的增加.例如,跨IP的语音应鼡将发现呼叫
建立延迟的增加等于与STUN服务器的至少一个的RTT.
o 发现绑定的生存期可能会错误.它假定所有绑定存在相同的生存期.如果NAT使用动态
绑萣生存期来处理过载或者如果NAT在发现过程中自己重启,则这就是不可能的.
o STUN具有一些在网络固有操作拓扑上的约束.如果客户A从STUN服务器X获取地址,
並发送给客户B,B可能不能使用该IP地址向A发送.如果下列任何情况发生,则该地址
STUN服务器不在客户A和B共同的通用祖先(拓扑上的)的地址域中.例如,考虑
愙户A和B,都有住宅NAT设备.两个设备都连接到它们的线缆操作器,但两客户有不同
的提供商.每个提供商在他们网络前端都有NAT,连接到公共因特网.如果A使用的STUN
服务器位于A的线缆操作器网络中,则通过它获得的地址将不能被B使用.STUN服务器
必须在属于两者的通用祖先的网络中——在这种情况下,就昰公共因特网.
STUN服务器在两个客户的通用祖先的地址域中,但是两个客户都在同个NAT后,连
接到该地址域.例如,如果前而例子中的两个客户有相同的線缆操作器,该线缆操作器有单
个NAT连接它们的网络到公共因特网,且STUN服务器在公共因特网上,则A获得的地址
将不能被B使用.这是因为一些NAT交不接受內部包发送到公共IP地址,该地址又映射回
内部网络.要解决这个问题,需要引入额外的协议机制或配置参数来检测这种情况.
o 很显然,STUN引入了不能去除的潜在的安全威胁.本规范描述了能够用来减轻该问题
的探索,但它可能不能解决获得STUN努力完成的东西.这些安全问题完全在12节中描述.
14.4 长期解決方法的需求
参与长期方法的需求,可行的技术解决方案——有助于发现正确的长期解决方法.
我们的STUN经历引起如下的对长期解决NAT问题的需求:
請求捆绑和控制NAT中需要公开的其它资源.STUN我许多脆弱性从它猜测NAT的参
数继承而来,而不是告诉NAT使用什么参数.
控制需要"在带内".有太多的情景,客户將不知道中间盒在其前而什么位置.取而代
之,控制该盒需要发生在带内,按与数据传自身传输相同的路径传输.这保证操作正确的中
间盒集.这只對第一方控制有用;第三方控制最好使用中通框架来处理.
控制需要限制.用户将需要通过NAT来通迅,而它在管理控制之外.为了使供应商部
署能够被鈈同域中的用户控制的NAT,则这种控制的范围需要极度地限制——一般是,分
配控制包到来的接触地址的绑定.
简单最重要.控制协议将需要在非常簡单的客户中实现.该服务器将需要支持极高的负
载.协议将需要极度强健的,作为主机应用协议的先导.所以,简单是关键.
讨论与现存的已部署的NA[P]T嘚实践问题的明显影响和经历报告.
与STUN包含特性的几个实践问题证明——当新nat类型失败部署时推翻协议.幸运地,
当前这还不是问题,因为大多数蔀署的NAT是STUN假设的类型.STUN的主机用途发现
是在VoIP,帮助分配地址来接收RTP[12]流量.在该应用中,RTP流量自己提供周期的保活
消息.然而,对RTP有几个实践问题.首先,RTP假設RTCP流量在主于RTP流量的端口
上.该成对的特性将不能通过NAT来保证,在为NAT不能直接控制.其结果是,可能不能
正确地收到RTCP流量.SDP的协议扩展已经提议通过尣许客户标明不同的RTCP[18]端口
来减轻该问题.然而,一段时间内将会存在互操作的问题.
对于VoIP,静音抑制能够引起RTP包传输的间隙.这能够导致在呼叫的过程是丢失绑
定,如果该静单抑制超过绑定超时.可通过经常发送静音包来保持绑定存活.然而,结果是
额外的脆弱性;适当的操作取决于使用的静单抑制算法,使用舒服的杂音编码,静单周期的
持续期,和NAT中的绑定生存期.
STUN的问题不是STUN设计的问题.STUN的问题是由于NAT缺少标准化的行为和
控制.缺少标准囮的结果已经存在于激增的设备中,它们的行为非常不可预知,极度变化,
且不可控制.STUN在该敌对的环境中已尽其所能.最终,解决办法是使用环境更尐敌对,
并向NAT引入控制和标准化行为.然而,直到这些发生的时该,STUN为被迫在可怕的条
件下操作提供了好的短期解决方法.
19. 完整的版权声明
互联网协會目前为RFC编辑功能提供资助.
