Internet Engineering Task Force (IETF) C. Kaufman
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Obsoletes: 4306, 4718 P. Hoffman
Category: Standards Track VPN Consortium
ISSN: 2070-1721 Y. Nir
Check Point
P. Eronen
Independent
September 2010
Internet Key Exchange Protocol Version 2 (IKEv2)
Abstract
抽象
This document describes version 2 of the Internet Key Exchange (IKE) protocol. IKE is a component of IPsec used for performing mutual authentication and establishing and maintaining Security Associations (SAs). This document replaces and updates RFC 4306, and includes all of the clarifications from RFC 4718.
この文書は、インターネット鍵交換（IKE）プロトコルのバージョン2を説明します。 IKEは、相互認証を実行し、確立し、セキュリティアソシエーション（SA）を維持するために使用されるのIPsecの構成要素です。この文書では、置き換えやアップデートRFC 4306、およびRFC 4718からの明確化のすべてを含んでいます。
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これは、インターネット標準化過程文書です。
This document is a product of the Internet Engineering Task Force (IETF). It represents the consensus of the IETF community. It has received public review and has been approved for publication by the Internet Engineering Steering Group (IESG). Further information on Internet Standards is available in Section 2 of RFC 5741.
このドキュメントはインターネットエンジニアリングタスクフォース（IETF）の製品です。これは、IETFコミュニティの総意を表しています。これは、公開レビューを受けており、インターネットエンジニアリング運営グループ（IESG）によって公表のために承認されています。インターネット標準の詳細については、RFC 5741のセクション2で利用可能です。
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Table of Contents
目次
1. Introduction ....................................................5
1.1. Usage Scenarios ............................................6
1.1.1. Security Gateway to Security Gateway in
Tunnel Mode .........................................7
1.1.2. Endpoint-to-Endpoint Transport Mode .................7
1.1.3. Endpoint to Security Gateway in Tunnel Mode .........8
1.1.4. Other Scenarios .....................................9
1.2. The Initial Exchanges ......................................9
1.3. The CREATE_CHILD_SA Exchange ..............................13
1.3.1. Creating New Child SAs with the
CREATE_CHILD_SA Exchange ...........................14
1.3.2. Rekeying IKE SAs with the CREATE_CHILD_SA
Exchange ...........................................15
1.3.3. Rekeying Child SAs with the CREATE_CHILD_SA
Exchange ...........................................16
1.4. The INFORMATIONAL Exchange ................................17
1.4.1. Deleting an SA with INFORMATIONAL Exchanges ........17
1.5. Informational Messages outside of an IKE SA ...............18
1.6. Requirements Terminology ..................................19
1.7. Significant Differences between RFC 4306 and This
Document ..................................................20
2. IKE Protocol Details and Variations ............................22
2.1. Use of Retransmission Timers ..............................23
2.2. Use of Sequence Numbers for Message ID ....................24
2.3. Window Size for Overlapping Requests ......................25
2.4. State Synchronization and Connection Timeouts .............26
2.5. Version Numbers and Forward Compatibility .................28
2.6. IKE SA SPIs and Cookies ...................................30
2.6.1. Interaction of COOKIE and INVALID_KE_PAYLOAD .......33
2.7. Cryptographic Algorithm Negotiation .......................34
2.8. Rekeying ..................................................34
2.8.1. Simultaneous Child SA Rekeying .....................36
2.8.2. Simultaneous IKE SA Rekeying .......................39
2.8.3. Rekeying the IKE SA versus Reauthentication ........40
2.9. Traffic Selector Negotiation ..............................40
2.9.1. Traffic Selectors Violating Own Policy .............43
2.10. Nonces ...................................................44
2.11. Address and Port Agility .................................44
2.12. Reuse of Diffie-Hellman Exponentials .....................44
2.13. Generating Keying Material ...............................45
2.14. Generating Keying Material for the IKE SA ................46
2.15. Authentication of the IKE SA .............................47
2.16. Extensible Authentication Protocol Methods ...............50
2.17. Generating Keying Material for Child SAs .................52
2.18. Rekeying IKE SAs Using a CREATE_CHILD_SA Exchange ........53
2.19. Requesting an Internal Address on a Remote Network .......53
2.20. Requesting the Peer's Version ............................55
2.21. Error Handling ...........................................56
2.21.1. Error Handling in IKE_SA_INIT .....................56
2.21.2. Error Handling in IKE_AUTH ........................57
2.21.3. Error Handling after IKE SA is Authenticated ......58
2.21.4. Error Handling Outside IKE SA .....................58
2.22. IPComp ...................................................59
2.23. NAT Traversal ............................................60
2.23.1. Transport Mode NAT Traversal ......................64
2.24. Explicit Congestion Notification (ECN) ...................68
2.25. Exchange Collisions ......................................68
2.25.1. Collisions while Rekeying or Closing Child SAs ....69
2.25.2. Collisions while Rekeying or Closing IKE SAs ......69
3. Header and Payload Formats .....................................69
3.1. The IKE Header ............................................70
3.2. Generic Payload Header ....................................73
3.3. Security Association Payload ..............................75
3.3.1. Proposal Substructure ..............................78
3.3.2. Transform Substructure .............................79
3.3.3. Valid Transform Types by Protocol ..................82
3.3.4. Mandatory Transform IDs ............................83
3.3.5. Transform Attributes ...............................84
3.3.6. Attribute Negotiation ..............................86
3.4. Key Exchange Payload ......................................87
3.5. Identification Payloads ...................................87
3.6. Certificate Payload .......................................90
3.7. Certificate Request Payload ...............................93
3.8. Authentication Payload ....................................95
3.9. Nonce Payload .............................................96
3.10. Notify Payload ...........................................97
3.10.1. Notify Message Types ..............................98
3.11. Delete Payload ..........................................101
3.12. Vendor ID Payload .......................................102
3.13. Traffic Selector Payload ................................103
3.13.1. Traffic Selector .................................105
3.14. Encrypted Payload .......................................107
3.15. Configuration Payload ...................................109
3.15.1. Configuration Attributes .........................110
3.15.2. Meaning of INTERNAL_IP4_SUBNET and
INTERNAL_IP6_SUBNET ..............................113
3.15.3. Configuration Payloads for IPv6 ..................115
3.15.4. Address Assignment Failures ......................116
3.16. Extensible Authentication Protocol (EAP) Payload ........117
4. Conformance Requirements ......................................118
5. Security Considerations .......................................120
5.1. Traffic Selector Authorization ...........................123
6. IANA Considerations ...........................................124
7. Acknowledgements ..............................................125
8. References ....................................................126
8.1. Normative References .....................................126
8.2. Informative References ...................................127
Appendix A. Summary of Changes from IKEv1 ........................132
Appendix B. Diffie-Hellman Groups ................................133
B.1. Group 1 - 768-bit MODP ....................................133
B.2. Group 2 - 1024-bit MODP ...................................133
Appendix C. Exchanges and Payloads ..............................134
C.1. IKE_SA_INIT Exchange .....................................134
C.2. IKE_AUTH Exchange without EAP .............................135
C.3. IKE_AUTH Exchange with EAP ...............................136
C.4. CREATE_CHILD_SA Exchange for Creating or Rekeying
Child SAs .................................................137
C.5. CREATE_CHILD_SA Exchange for Rekeying the IKE SA ..........137
C.6. INFORMATIONAL Exchange ....................................137
IP Security (IPsec) provides confidentiality, data integrity, access control, and data source authentication to IP datagrams. These services are provided by maintaining shared state between the source and the sink of an IP datagram. This state defines, among other things, the specific services provided to the datagram, which cryptographic algorithms will be used to provide the services, and the keys used as input to the cryptographic algorithms.
IPセキュリティ（IPsec）は、IPデータグラムに機密性、データの整合性、アクセス制御、およびデータ・ソースの認証を提供します。これらのサービスは、ソースとIPデータグラムのシンクの間で共有状態を維持することによって提供されます。この状態は、とりわけ、暗号化アルゴリズムは、サービスを提供するために使用されるデータグラムに提供する特定のサービス、および暗号アルゴリズムへの入力として使用されるキーを定義します。
Establishing this shared state in a manual fashion does not scale well. Therefore, a protocol to establish this state dynamically is needed. This document describes such a protocol -- the Internet Key Exchange (IKE). Version 1 of IKE was defined in RFCs 2407 [DOI], 2408 [ISAKMP], and 2409 [IKEV1]. IKEv2 replaced all of those RFCs. IKEv2 was defined in [IKEV2] (RFC 4306) and was clarified in [Clarif] (RFC 4718). This document replaces and updates RFC 4306 and RFC 4718. IKEv2 was a change to the IKE protocol that was not backward compatible. In contrast, the current document not only provides a clarification of IKEv2, but makes minimum changes to the IKE protocol. A list of the significant differences between RFC 4306 and this document is given in Section 1.7.
手動の方法で、この共有状態を確立することは、うまくスケールしません。したがって、動的にこの状態を確立するためのプロトコルが必要とされています。インターネット鍵交換（IKE） - この文書では、そのようなプロトコルを記述します。 IKEのバージョン1のRFC 2407で定義された[DOI]、2408 [ISAKMP]、および2409 [のIKEv1]。 IKEv2のは、これらのRFCのすべてを置き換えます。 IKEv2のは、[のIKEv2]（RFC 4306）で定義されたと[Clarif]（RFC 4718）で明らかにしました。この文書では、置き換えやアップデートRFC 4306およびRFC 4718.のIKEv2は下位互換性がありませんでしたIKEプロトコルへの変化でした。対照的に、現在のドキュメントは、のIKEv2の明確化を提供するだけでなく、IKEプロトコルに最小限の変更を行います。 RFC 4306と、この文書との間に有意な差異のリストは、1.7項に記載されています。
IKE performs mutual authentication between two parties and establishes an IKE security association (SA) that includes shared secret information that can be used to efficiently establish SAs for Encapsulating Security Payload (ESP) [ESP] or Authentication Header (AH) [AH] and a set of cryptographic algorithms to be used by the SAs to protect the traffic that they carry. In this document, the term "suite" or "cryptographic suite" refers to a complete set of algorithms used to protect an SA. An initiator proposes one or more suites by listing supported algorithms that can be combined into suites in a mix-and-match fashion. IKE can also negotiate use of IP Compression (IPComp) [IP-COMP] in connection with an ESP or AH SA. The SAs for ESP or AH that get set up through that IKE SA we call "Child SAs".
IKEは、二者間の相互認証を行い、効率的にカプセル化セキュリティペイロード（ESP）[ESP]または認証ヘッダ（AH）[AH]とAのSAを確立するために使用することができる共有秘密情報を含むIKEセキュリティアソシエーション（SA）を確立します彼らが運ぶトラフィックを保護するためのSAが使用する暗号化アルゴリズムのセット。この文書では、用語「スイート」または「暗号スイートは、」SAを保護するために使用されるアルゴリズムの完全なセットを指します。イニシエータは、ミックス・アンド・マッチ方式でスイートにまとめることができ、サポートされているアルゴリズムを一覧表示することによって、1つ以上のスイートを提案しています。 IKEはまた、ESPまたはAH SAに関連してIP圧縮（のIPComp）IP-COMP]の使用を交渉することができます。そのIKE SAを使用して設定を取得ESPまたはAHのためのSAは、私たちは「子どものSA」と呼びます。
All IKE communications consist of pairs of messages: a request and a response. The pair is called an "exchange", and is sometimes called a "request/response pair". The first exchange of messages establishing an IKE SA are called the IKE_SA_INIT and IKE_AUTH exchanges; subsequent IKE exchanges are called the CREATE_CHILD_SA or INFORMATIONAL exchanges. In the common case, there is a single IKE_SA_INIT exchange and a single IKE_AUTH exchange (a total of four messages) to establish the IKE SA and the first Child SA. In exceptional cases, there may be more than one of each of these exchanges. In all cases, all IKE_SA_INIT exchanges MUST complete before any other exchange type, then all IKE_AUTH exchanges MUST complete, and following that, any number of CREATE_CHILD_SA and INFORMATIONAL exchanges may occur in any order. In some scenarios, only a single Child SA is needed between the IPsec endpoints, and therefore there would be no additional exchanges. Subsequent exchanges MAY be used to establish additional Child SAs between the same authenticated pair of endpoints and to perform housekeeping functions.
すべてのIKE通信は、メッセージのペアで構成：リクエストとレスポンスを。ペアは、「交換」と呼ばれ、時には「要求/応答ペア」と呼ばれています。 IKE SAを確立するメッセージの最初の交換は、IKE_SA_INIT及びIKE_AUTH交換と呼ばれます。その後のIKE交換はCREATE_CHILD_SAまたは情報交換と呼ばれています。一般的なケースでは、IKE SAと最初の子SAを確立するために単一のIKE_SA_INIT交換および単一のIKE_AUTH交換（4つのメッセージの合計）があります。例外的なケースでは、これらの交換のそれぞれの複数が存在してもよいです。すべての場合において、全てのIKE_SA_INIT交換は、すべてのIKE_AUTH交換が完了する必要があり、他の交換タイプの前に完了し、CREATE_CHILD_SAとINFORMATIONAL交換任意の数の任意の順序で発生することがあり、次のことをしなければなりません。いくつかのシナリオでは、単一の子SAは、IPsecのエンドポイント間で必要とされ、したがって追加の交換はないだろう。後続の交換は、エンドポイントの同じ認証対の間に追加の子SAを確立するために、ハウスキーピング機能を実行するために使用され得ます。
An IKE message flow always consists of a request followed by a response. It is the responsibility of the requester to ensure reliability. If the response is not received within a timeout interval, the requester needs to retransmit the request (or abandon the connection).
IKEメッセージ・フローは、常に応答に続く要求で構成されています。信頼性を確保するために、依頼者の責任です。応答がタイムアウト間隔内に受信されない場合、要求者は、要求を再送信する（または接続を中止）する必要があります。
The first exchange of an IKE session, IKE_SA_INIT, negotiates security parameters for the IKE SA, sends nonces, and sends Diffie-Hellman values.
IKEセッションの最初の交換、IKE_SA_INITは、IKE SAのためのセキュリティパラメータをネゴシエート、ナンスを送信し、のDiffie-Hellman値を送信します。
The second exchange, IKE_AUTH, transmits identities, proves knowledge of the secrets corresponding to the two identities, and sets up an SA for the first (and often only) AH or ESP Child SA (unless there is failure setting up the AH or ESP Child SA, in which case the IKE SA is still established without the Child SA).
第二の交換、IKE_AUTHは、2人のアイデンティティに対応する秘密の知識を証明し、そしてAHまたはESP子を設定故障がない限り、第一（及び多くの場合のみ）AHまたはESP子SAのSAを（設定、識別情報を送信しますSAは、その場合、IKE SAがまだ子SA）なしで確立されます。
The types of subsequent exchanges are CREATE_CHILD_SA (which creates a Child SA) and INFORMATIONAL (which deletes an SA, reports error conditions, or does other housekeeping). Every request requires a response. An INFORMATIONAL request with no payloads (other than the empty Encrypted payload required by the syntax) is commonly used as a check for liveness. These subsequent exchanges cannot be used until the initial exchanges have completed.
その後の交換のタイプは、（子SAを作成する）CREATE_CHILD_SAあり、INFORMATIONAL（SAを削除し、エラー状態を報告し、または他のハウスキーピングを行い）。すべての要求は応答を必要とします。 （構文によって必要とされる空の暗号化されたペイロード以外）なしペイロードとINFORMATIONAL要求は、一般的生存性のチェックとして使用されます。最初の交換が完了するまで、これらのその後の交換は使用できません。
In the description that follows, we assume that no errors occur. Modifications to the flow when errors occur are described in Section 2.21.
以下の説明では、我々は、エラーが発生しないことを前提としています。エラーが発生した流れへの変更は、セクション2.21で説明されています。
IKE is used to negotiate ESP or AH SAs in a number of different scenarios, each with its own special requirements.
IKEは、さまざまなシナリオの数、独自の特殊な要件を持つそれぞれにESPまたはAH SAをネゴシエートするために使用されます。
+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+
| | IPsec | |
Protected |Tunnel | tunnel |Tunnel | Protected
Subnet <-->|Endpoint |<---------->|Endpoint |<--> Subnet
| | | |
+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+
Figure 1: Security Gateway to Security Gateway Tunnel
図1：セキュリティゲートウェイセキュリティゲートウェイトンネルへ
In this scenario, neither endpoint of the IP connection implements IPsec, but network nodes between them protect traffic for part of the way. Protection is transparent to the endpoints, and depends on ordinary routing to send packets through the tunnel endpoints for processing. Each endpoint would announce the set of addresses "behind" it, and packets would be sent in tunnel mode where the inner IP header would contain the IP addresses of the actual endpoints.
このシナリオでは、IP接続のどちらのエンドポイントは、IPsecを実装していますが、それらの間のネットワーク・ノードは、道の一部のトラフィックを保護します。保護は、エンドポイントに対して透過的であり、処理のためのトンネルエンドポイントを介してパケットを送信するために、通常のルーティングに依存します。各エンドポイントは、「背後」アドレスのセットを発表するだろう、と内側IPヘッダは、実際のエンドポイントのIPアドレスを含むことになる場合、パケットはトンネル・モードで送信されます。
+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+
| | IPsec transport | |
|Protected| or tunnel mode SA |Protected|
|Endpoint |<---------------------------------------->|Endpoint |
| | | |
+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+
Figure 2: Endpoint to Endpoint
図2：エンドポイントのエンドポイント
In this scenario, both endpoints of the IP connection implement IPsec, as required of hosts in [IPSECARCH]. Transport mode will commonly be used with no inner IP header. A single pair of addresses will be negotiated for packets to be protected by this SA. These endpoints MAY implement application-layer access controls based on the IPsec authenticated identities of the participants. This scenario enables the end-to-end security that has been a guiding principle for the Internet since [ARCHPRINC], [TRANSPARENCY], and a method of limiting the inherent problems with complexity in networks noted by [ARCHGUIDEPHIL]. Although this scenario may not be fully applicable to the IPv4 Internet, it has been deployed successfully in specific scenarios within intranets using IKEv1. It should be more broadly enabled during the transition to IPv6 and with the adoption of IKEv2.
【IPSECARCH]内のホストの必要に応じて、このシナリオでは、IP接続の両方のエンドポイントは、IPsecを実装します。トランスポートモードは、一般的に無内側IPヘッダで使用されます。アドレスの単一のペアは、このSAで保護されるパケットのために交渉されます。これらのエンドポイントは、参加者のIPsecの認証されたアイデンティティに基づくアプリケーション層のアクセス制御を実施することができます。このシナリオでは、[ARCHPRINC]以降インターネット指導原理となっているエンドツーエンドのセキュリティ、[透明性]、および[ARCHGUIDEPHIL]で述べネットワークに複雑に固有の問題を制限する方法を可能にします。このシナリオでは、IPv4インターネットに完全に適用できないかもしれないが、それはIKEv1のを使用してイントラネット内の特定のシナリオで正常に展開されています。これは、より広くIPv6への移行の際とのIKEv2の採用を有効にする必要があります。
It is possible in this scenario that one or both of the protected endpoints will be behind a network address translation (NAT) node, in which case the tunneled packets will have to be UDP encapsulated so that port numbers in the UDP headers can be used to identify individual endpoints "behind" the NAT (see Section 2.23).
一つまたは保護されたエンドポイントの両方がUDPヘッダのポート番号をするために使用することができるように、トンネリングパケットはUDPをカプセル化しなければならない、その場合、ネットワークアドレス変換（NAT）ノード、後ろになることをこのシナリオでは、可能なことですNAT（セクション2.23を参照してください）「の後ろに」個々のエンドポイントを識別します。
+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+
| | IPsec | | Protected
|Protected| tunnel |Tunnel | Subnet
|Endpoint |<------------------------>|Endpoint |<--- and/or
| | | | Internet
+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+
Figure 3: Endpoint to Security Gateway Tunnel
図3：エンドポイントセキュリティゲートウェイトンネルへ
In this scenario, a protected endpoint (typically a portable roaming computer) connects back to its corporate network through an IPsec-protected tunnel. It might use this tunnel only to access information on the corporate network, or it might tunnel all of its traffic back through the corporate network in order to take advantage of protection provided by a corporate firewall against Internet-based attacks. In either case, the protected endpoint will want an IP address associated with the security gateway so that packets returned to it will go to the security gateway and be tunneled back. This IP address may be static or may be dynamically allocated by the security gateway. In support of the latter case, IKEv2 includes a mechanism (namely, configuration payloads) for the initiator to request an IP address owned by the security gateway for use for the duration of its SA.
このシナリオでは、保護されたエンドポイント（典型的には、携帯ローミングコンピュータ）は、IPsecで保護されたトンネルを介して企業ネットワークに戻って接続します。それはそれは、インターネットベースの攻撃から企業のファイアウォールによる保護を利用するために戻って、企業ネットワークを介したトンネルのトラフィックのすべてを可能性がある企業ネットワーク上の情報にアクセスするだけで、このトンネルを使用するか、または可能性があります。いずれの場合も、保護されたエンドポイントは、パケットがそれに戻ったように、セキュリティゲートウェイに関連付けられたIPアドレスは、セキュリティゲートウェイに行きますし、バックトンネリングされたいと思うでしょう。このIPアドレスは静的であってもよいし、動的セキュリティゲートウェイによって割り当てられてもよいです。後者を支持して、IKEv2のは、そのSAの期間使用するためのセキュリティゲートウェイが所有するIPアドレスを要求するイニシエータための機構（すなわち、構成ペイロード）を含みます。
In this scenario, packets will use tunnel mode. On each packet from the protected endpoint, the outer IP header will contain the source IP address associated with its current location (i.e., the address that will get traffic routed to the endpoint directly), while the inner IP header will contain the source IP address assigned by the security gateway (i.e., the address that will get traffic routed to the security gateway for forwarding to the endpoint). The outer destination address will always be that of the security gateway, while the inner destination address will be the ultimate destination for the packet.
このシナリオでは、パケットは、トンネルモードを使用します。内側のIPヘッダは送信元IPアドレスが含まれる一方、保護エンドポイントからの各パケットに対して、外側のIPヘッダは、（すなわち、直接エンドポイントにルーティングされるトラフィックを取得するアドレス）現在の場所に関連付けられたソースIPアドレスが含まれていますセキュリティゲートウェイによって割り当てられた（すなわち、トラフィックを取得するアドレスは、エンドポイントに転送するためのセキュリティゲートウェイにルーティング）。内部宛先アドレスがパケットの最終的な宛先になりつつ外側宛先アドレスは常に、セキュリティゲートウェイのものであろう。
In this scenario, it is possible that the protected endpoint will be behind a NAT. In that case, the IP address as seen by the security gateway will not be the same as the IP address sent by the protected endpoint, and packets will have to be UDP encapsulated in order to be routed properly. Interaction with NATs is covered in detail in Section 2.23.
このシナリオでは、保護されたエンドポイントがNATの背後になる可能性があります。その場合には、セキュリティゲートウェイで見られるようなIPアドレスは、保護されたエンドポイントによって送信されたIPアドレスと同じにはなりません、そしてパケットはUDPを適切にルーティングするためにカプセル化する必要があります。 NATをとの相互作用は、セクション2.23で詳しく説明されています。
Other scenarios are possible, as are nested combinations of the above. One notable example combines aspects of Sections 1.1.1 and 1.1.3. A subnet may make all external accesses through a remote security gateway using an IPsec tunnel, where the addresses on the subnet are routed to the security gateway by the rest of the Internet. An example would be someone's home network being virtually on the Internet with static IP addresses even though connectivity is provided by an ISP that assigns a single dynamically assigned IP address to the user's security gateway (where the static IP addresses and an IPsec relay are provided by a third party located elsewhere).
上記のネストされた組み合わせであるように、他のシナリオが可能です。一つの顕著な例は、セクション1.1.1と1.1.3の側面を兼ね備えています。サブネットは、サブネット上のアドレスは、インターネットの残りの部分によって、セキュリティゲートウェイにルーティングされるIPsecトンネルを使用してリモートセキュリティゲートウェイを介してすべての外部アクセスを行うことができます。例では、接続が静的IPアドレスとIPsecリレーがで提供され、ユーザーのセキュリティゲートウェイ（単一動的に割り当てられたIPアドレスを割り当て、ISPから提供されていても誰かの家ネットワークが静的IPアドレスを使用して、事実上、インターネット上にあるだろうサードパーティの）別の場所に位置しています。
Communication using IKE always begins with IKE_SA_INIT and IKE_AUTH exchanges (known in IKEv1 as Phase 1). These initial exchanges normally consist of four messages, though in some scenarios that number can grow. All communications using IKE consist of request/ response pairs. We'll describe the base exchange first, followed by variations. The first pair of messages (IKE_SA_INIT) negotiate cryptographic algorithms, exchange nonces, and do a Diffie-Hellman exchange [DH].
IKEを使用して通信が常にIKE_SA_INIT及びIKE_AUTH交換（フェーズ1としてのIKEv1で知られている）で始まります。これらの初期の交換は、通常、数が成長することができますいくつかのシナリオでも、4つのメッセージで構成されています。 IKEを使用するすべての通信は、要求/応答のペアで構成されます。私たちはまず、バリエーションに続く塩基交換を説明します。メッセージ（IKE_SA_INIT）の最初のペアは、暗号化アルゴリズム、交換ナンスを交渉、およびDiffie-Hellman交換[DH]を行います。
The second pair of messages (IKE_AUTH) authenticate the previous messages, exchange identities and certificates, and establish the first Child SA. Parts of these messages are encrypted and integrity protected with keys established through the IKE_SA_INIT exchange, so the identities are hidden from eavesdroppers and all fields in all the messages are authenticated. See Section 2.14 for information on how the encryption keys are generated. (A man-in-the-middle attacker who cannot complete the IKE_AUTH exchange can nonetheless see the identity of the initiator.)
メッセージの第二の対（IKE_AUTH）は、前のメッセージ、交換のアイデンティティと証明書を認証し、最初の子SAを確立します。これらのメッセージの一部は暗号化され、整合性IKE_SA_INIT交換を通じて確立キーで保護さ、そのアイデンティティは、盗聴者から隠されていると、すべてのメッセージ内のすべてのフィールドは、認証されています。暗号化キーが生成される方法の詳細については、セクション2.14を参照してください。 （IKE_AUTH交換を完了することができないのman-in-the-middle攻撃者は、それにもかかわらず、イニシエータのアイデンティティを見ることができます。）
All messages following the initial exchange are cryptographically protected using the cryptographic algorithms and keys negotiated in the IKE_SA_INIT exchange. These subsequent messages use the syntax of the Encrypted payload described in Section 3.14, encrypted with keys that are derived as described in Section 2.14. All subsequent messages include an Encrypted payload, even if they are referred to in the text as "empty". For the CREATE_CHILD_SA, IKE_AUTH, or INFORMATIONAL exchanges, the message following the header is encrypted and the message including the header is integrity protected using the cryptographic algorithms negotiated for the IKE SA.
最初の交換を、以下のすべてのメッセージは、暗号IKE_SA_INIT交換で交渉暗号化アルゴリズムとキーを使用して保護されています。これらの後続のメッセージは、セクション2.14で説明したように導出されている鍵で暗号化3.14節で説明した暗号化されたペイロードの構文を使用します。後続のすべてのメッセージは、それらが「空」などのテキストで言及されている場合でも、暗号化されたペイロードが含まれます。 CREATE_CHILD_SA、IKE_AUTH、または情報交換のために、ヘッダ次のメッセージが暗号化され、ヘッダを含むメッセージは、IKE SAのために交渉暗号アルゴリズムを使用して保護整合性です。
Every IKE message contains a Message ID as part of its fixed header. This Message ID is used to match up requests and responses, and to identify retransmissions of messages.
すべてのIKEメッセージは、その固定されたヘッダの一部としてメッセージIDを含んでいます。このメッセージIDは、要求と応答を一致させるために、そしてメッセージの再送信を識別するために使用されます。
In the following descriptions, the payloads contained in the message are indicated by names as listed below.
下記のように、以下の説明では、メッセージに含まれるペイロードは、名前によって示されています。
Notation Payload
-----------------------------------------
AUTH Authentication
CERT Certificate
CERTREQ Certificate Request
CP Configuration
D Delete
EAP Extensible Authentication
HDR IKE header (not a payload)
IDi Identification - Initiator
IDr Identification - Responder
KE Key Exchange
Ni, Nr Nonce
N Notify
SA Security Association
SK Encrypted and Authenticated
TSi Traffic Selector - Initiator
TSr Traffic Selector - Responder
V Vendor ID
The details of the contents of each payload are described in section 3. Payloads that may optionally appear will be shown in brackets, such as [CERTREQ]; this indicates that a Certificate Request payload can optionally be included.
各ペイロードの内容の詳細は、[CERTREQ]と、必要に応じて表示されることが3.ペイロードは括弧内に示されるセクションに記載されています。これは、証明書要求ペイロードは任意に含めることができることを示しています。
The initial exchanges are as follows:
次のように最初の交換は、次のとおりです。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SAi1, KEi, Ni -->
HDR contains the Security Parameter Indexes (SPIs), version numbers, and flags of various sorts. The SAi1 payload states the cryptographic algorithms the initiator supports for the IKE SA. The KE payload sends the initiator's Diffie-Hellman value. Ni is the initiator's nonce.
HDRは、セキュリティパラメータインデックス（SPIの）、バージョン番号、および様々な種類のフラグが含まれています。 SAI1ペイロードは、イニシエータがIKE SAのためにサポートして暗号化アルゴリズムを述べています。 KEペイロードは、イニシエータののDiffie-Hellman値を送信します。 Niは、イニシエータのナンスです。
<-- HDR, SAr1, KEr, Nr, [CERTREQ]
< - HDR、SAR1、KER、Nrと、[CERTREQ]
The responder chooses a cryptographic suite from the initiator's offered choices and expresses that choice in the SAr1 payload, completes the Diffie-Hellman exchange with the KEr payload, and sends its nonce in the Nr payload.
レスポンダは、イニシエータの提供の選択肢から暗号スイートを選択し、SAR1ペイロードにその選択を表現し、KERペイロードを使ってDiffie-Hellman交換を完了し、Nrのペイロードにそのnonceを送信します。
At this point in the negotiation, each party can generate SKEYSEED, from which all keys are derived for that IKE SA. The messages that follow are encrypted and integrity protected in their entirety, with the exception of the message headers. The keys used for the encryption and integrity protection are derived from SKEYSEED and are known as SK_e (encryption) and SK_a (authentication, a.k.a. integrity protection); see Sections 2.13 and 2.14 for details on the key derivation. A separate SK_e and SK_a is computed for each direction. In addition to the keys SK_e and SK_a derived from the Diffie-Hellman value for protection of the IKE SA, another quantity SK_d is derived and used for derivation of further keying material for Child SAs. The notation SK { ... } indicates that these payloads are encrypted and integrity protected using that direction's SK_e and SK_a.
交渉のこの時点で、各当事者は、すべてのキーがそのIKE SAのために誘導されたSKEYSEEDを生成することができます。続くメッセージは暗号化され、整合性は、メッセージヘッダを除いて、その全体が保護されています。暗号化と整合性の保護のために使用されるキーはSKEYSEEDに由来し、SK_e（暗号化）とSK_A（認証、別名、完全性保護）として知られています。鍵導出の詳細については、セクションに2.13と2.14を参照してください。別SK_eとSKは各方向について計算されます。 IKE SAの保護のためのDiffie-Hellman値から導出鍵SK_eとSKに加えて、別の量SK_dが導出され、子SAのさらなる鍵材料を導出するために使用します。表記SK {...}は、これらのペイロードが暗号化と完全性がその方向のSK_eとSKを使用して保護されていることを示しています。
HDR, SK {IDi, [CERT,] [CERTREQ,] [IDr,] AUTH, SAi2, TSi, TSr} -->
HDR、SK {IDI、[CERT、] [CERTREQ] [IDR】認証、SAI2とTSR} - >
The initiator asserts its identity with the IDi payload, proves knowledge of the secret corresponding to IDi and integrity protects the contents of the first message using the AUTH payload (see Section 2.15). It might also send its certificate(s) in CERT payload(s) and a list of its trust anchors in CERTREQ payload(s). If any CERT payloads are included, the first certificate provided MUST contain the public key used to verify the AUTH field.
イニシエータは、IDIペイロードとのアイデンティティをアサートIDiとに対応する秘密の知識を証明し、整合性がAUTHペイロードを使用して第1のメッセージの内容を保護する（セクション2.15を参照）。また、CERTペイロード（S）とCERTREQペイロード（S）でのトラストアンカーのリストにその証明書を送信することがあります。任意のCERTペイロードが含まれている場合は、提供する最初の証明書はAUTHフィールドを検証するために使用される公開鍵を含まなければなりません。
The optional payload IDr enables the initiator to specify to which of the responder's identities it wants to talk. This is useful when the machine on which the responder is running is hosting multiple identities at the same IP address. If the IDr proposed by the initiator is not acceptable to the responder, the responder might use some other IDr to finish the exchange. If the initiator then does not accept the fact that responder used an IDr different than the one that was requested, the initiator can close the SA after noticing the fact.
オプションのペイロードIDRは、それが話をしたい応答者のアイデンティティのこれに指定するイニシエータを有効にします。レスポンダーが実行されているマシンが同じIPアドレスで複数のIDをホストしている場合に便利です。イニシエータによって提案されたIDRがレスポンダに受け入れられない場合、応答者は、交換を完了するためにいくつかの他のIDRを使用する場合があります。イニシエータはその後、応答が要求されたものとは異なるIDRを使用しているという事実を受け入れない場合、イニシエータは事実に気付いた後、SAを閉じることができます。
The Traffic Selectors (TSi and TSr) are discussed in Section 2.9.
トラフィックセレクタ（TSIれ、TSR）は、2.9節で議論されています。
The initiator begins negotiation of a Child SA using the SAi2 payload. The final fields (starting with SAi2) are described in the description of the CREATE_CHILD_SA exchange.
イニシエータはSAI2ペイロードを使用して、子SAのネゴシエーションを開始します。最終フィールド（SAI2始まる）はCREATE_CHILD_SA交換の説明に記載されています。
<-- HDR, SK {IDr, [CERT,] AUTH,
SAr2, TSi, TSr}
The responder asserts its identity with the IDr payload, optionally sends one or more certificates (again with the certificate containing the public key used to verify AUTH listed first), authenticates its identity and protects the integrity of the second message with the AUTH payload, and completes negotiation of a Child SA with the additional fields described below in the CREATE_CHILD_SA exchange.
応答者は、必要に応じて、（最初にリストAUTHを検証するために使用される公開鍵を含む証明書で再度）は、1つのまたは複数の証明書を送信し、そのアイデンティティを認証し、AUTHペイロードを有する第2のメッセージの完全性を保護し、そして、IDRペイロードとのアイデンティティをアサートCREATE_CHILD_SA交換に以下の追加フィールドを持つ子どもSAのネゴシエーションを完了します。
Both parties in the IKE_AUTH exchange MUST verify that all signatures and Message Authentication Codes (MACs) are computed correctly. If either side uses a shared secret for authentication, the names in the ID payload MUST correspond to the key used to generate the AUTH payload.
IKE_AUTH交換における両当事者は、すべての署名およびメッセージ認証コード（MACS）が正しく計算されていることを確認しなければなりません。どちらの側が認証のために共有秘密を使用する場合、IDペイロード内の名前はAUTHペイロードを生成するために使用されるキーに対応しなければなりません。
Because the initiator sends its Diffie-Hellman value in the IKE_SA_INIT, it must guess the Diffie-Hellman group that the responder will select from its list of supported groups. If the initiator guesses wrong, the responder will respond with a Notify payload of type INVALID_KE_PAYLOAD indicating the selected group. In this case, the initiator MUST retry the IKE_SA_INIT with the corrected Diffie-Hellman group. The initiator MUST again propose its full set of acceptable cryptographic suites because the rejection message was unauthenticated and otherwise an active attacker could trick the endpoints into negotiating a weaker suite than a stronger one that they both prefer.
イニシエータはIKE_SA_INITにそののDiffie-Hellman値を送信するので、それは応答者が、サポートグループのリストから選択しますのDiffie-Hellmanグループを推測しなければなりません。イニシエータが間違って推測した場合、応答者は、選択したグループを示すタイプINVALID_KE_PAYLOADの通知ペイロードで応答します。この場合、イニシエータは、補正のDiffie-HellmanグループとIKE_SA_INITを再試行しなければなりません。拒絶メッセージが認証されていないだったので、イニシエータは再び許容される暗号スイートのその完全なセットを提案しなければならないし、そうでなければアクティブ攻撃者は、彼らの両方が好む強いものより弱いスイートを交渉にエンドポイントをだますことができました。
If creating the Child SA during the IKE_AUTH exchange fails for some reason, the IKE SA is still created as usual. The list of Notify message types in the IKE_AUTH exchange that do not prevent an IKE SA from being set up include at least the following: NO_PROPOSAL_CHOSEN, TS_UNACCEPTABLE, SINGLE_PAIR_REQUIRED, INTERNAL_ADDRESS_FAILURE, and FAILED_CP_REQUIRED.
IKE_AUTH交換の間に子供SAの作成が何らかの理由で失敗した場合、IKE SAは通常どおりに作成されます。 NO_PROPOSAL_CHOSEN、TS_UNACCEPTABLE、SINGLE_PAIR_REQUIRED、INTERNAL_ADDRESS_FAILURE、およびFAILED_CP_REQUIRED：設定されているから、IKE SAを防ぐことはできませんIKE_AUTH交換での通知メッセージタイプのリストには、少なくとも次のものが含まれ。
If the failure is related to creating the IKE SA (for example, an AUTHENTICATION_FAILED Notify error message is returned), the IKE SA is not created. Note that although the IKE_AUTH messages are encrypted and integrity protected, if the peer receiving this Notify error message has not yet authenticated the other end (or if the peer fails to authenticate the other end for some reason), the information needs to be treated with caution. More precisely, assuming that the MAC verifies correctly, the sender of the error Notify message is known to be the responder of the IKE_SA_INIT exchange, but the sender's identity cannot be assured.
障害がIKE SAを（例えば、AUTHENTICATION_FAILED通知するエラーメッセージが返される）作成に関連している場合、IKE SAが生成されません。ピアは、この通知エラーメッセージはまだもう一方の端を認証していない（またはピアが何らかの理由でもう一方の端を認証するために失敗した場合）、情報がで処理する必要が受けた場合、IKE_AUTHメッセージが暗号化と整合性が保護されていますが、ことに注意してください注意。より正確には、IKE_SA_INIT交換の応答者であることが知られているメッセージを通知、MACが正しく検証していること、エラーの送信者を想定したが、送信者の身元を保証することはできません。
Note that IKE_AUTH messages do not contain KEi/KEr or Ni/Nr payloads. Thus, the SA payloads in the IKE_AUTH exchange cannot contain Transform Type 4 (Diffie-Hellman group) with any value other than NONE. Implementations SHOULD omit the whole transform substructure instead of sending value NONE.
IKE_AUTHメッセージ圭/ KER又はNi / Nrのペイロードを含んでいないことに注意してください。したがって、IKE_AUTH交換におけるSAペイロードは、NONE以外の値とタイプ4（のDiffie-Hellmanグループ）を形質転換含めることはできません。実装は、全体ではなく、値NONEを送信しないの下部を変換省略すべきです。
The CREATE_CHILD_SA exchange is used to create new Child SAs and to rekey both IKE SAs and Child SAs. This exchange consists of a single request/response pair, and some of its function was referred to as a Phase 2 exchange in IKEv1. It MAY be initiated by either end of the IKE SA after the initial exchanges are completed.
CREATE_CHILD_SA交換は、新しい子SAを作成すると、IKE SAのと子のSAの両方をリキーするために使用されます。この交換は、単一の要求/応答対で構成され、その機能の一部は、IKEv1のでフェーズ2の交換としました。最初の交換が完了した後、それはIKE SAのどちらかの端で開始することができます。
An SA is rekeyed by creating a new SA and then deleting the old one. This section describes the first part of rekeying, the creation of new SAs; Section 2.8 covers the mechanics of rekeying, including moving traffic from old to new SAs and the deletion of the old SAs. The two sections must be read together to understand the entire process of rekeying.
SAは、新しいSAを作成し、古いものを削除して再 - 合わせています。このセクションでは、鍵の変更、新しいSAの創造の最初の部分を説明します。 2.8節では、古いから新しいSAと古いSAの削除にトラフィックを移動するなど、鍵の再生成の仕組みを、カバーしています。 2つのセクションでは、鍵の再生成のプロセス全体を理解するために一緒に読まれなければなりません。
Either endpoint may initiate a CREATE_CHILD_SA exchange, so in this section the term initiator refers to the endpoint initiating this exchange. An implementation MAY refuse all CREATE_CHILD_SA requests within an IKE SA.
いずれかのエンドポイントは、CREATE_CHILD_SA交換を開始することができるので、このセクションでは、用語開始剤は、この交換を開始するエンドポイントを指します。実装は、IKE SA内のすべてのCREATE_CHILD_SA要求を拒否することができます。
The CREATE_CHILD_SA request MAY optionally contain a KE payload for an additional Diffie-Hellman exchange to enable stronger guarantees of forward secrecy for the Child SA. The keying material for the Child SA is a function of SK_d established during the establishment of the IKE SA, the nonces exchanged during the CREATE_CHILD_SA exchange, and the Diffie-Hellman value (if KE payloads are included in the CREATE_CHILD_SA exchange).
CREATE_CHILD_SA要求は、必要に応じて子SAのための順方向秘密の強力な保証を可能にするための追加のDiffie-Hellman交換のためのKEペイロードを含むかもしれません。 （KEペイロードがCREATE_CHILD_SA交換に含まれている場合）子SAのためのキーイング材料は、ナンスはCREATE_CHILD_SA交換中に交換、IKE SAの確立の間に確立SK_dの関数であり、のDiffie-Hellman値。
If a CREATE_CHILD_SA exchange includes a KEi payload, at least one of the SA offers MUST include the Diffie-Hellman group of the KEi. The Diffie-Hellman group of the KEi MUST be an element of the group the initiator expects the responder to accept (additional Diffie-Hellman groups can be proposed). If the responder selects a proposal using a different Diffie-Hellman group (other than NONE), the responder MUST reject the request and indicate its preferred Diffie-Hellman group in the INVALID_KE_PAYLOAD Notify payload. There are two octets of data associated with this notification: the accepted Diffie-Hellman group number in big endian order. In the case of such a rejection, the CREATE_CHILD_SA exchange fails, and the initiator will probably retry the exchange with a Diffie-Hellman proposal and KEi in the group that the responder gave in the INVALID_KE_PAYLOAD Notify payload.
CREATE_CHILD_SA交換は慶ペイロードが含まれている場合は、SAの提供の少なくとも一方がkeiののDiffie-Hellmanグループを含まなければなりません。たKEiののDiffie-Hellmanグループは、イニシエータがレスポンダが受け入れることを期待グループの要素でなければならない（追加のDiffie-Hellmanグループを提案することができます）。レスポンダが異なるのDiffie-Hellmanグループ（NONE以外）を使用して提案を選択した場合、応答は要求を拒否しINVALID_KE_PAYLOADその好ましいのDiffie-Hellmanグループは、ペイロードを通知示さなければなりません。ビッグエンディアン順に受け入れられたのDiffie-Hellmanグループ番号：この通知に関連するデータの2つのオクテットがあります。そのような拒絶反応の場合には、CREATE_CHILD_SA交換は失敗し、イニシエータは、おそらくレスポンダがペイロードを通知INVALID_KE_PAYLOADに与えたグループでのDiffie-Hellman提案やたKEiとの交換を再試行します。
The responder sends a NO_ADDITIONAL_SAS notification to indicate that a CREATE_CHILD_SA request is unacceptable because the responder is unwilling to accept any more Child SAs on this IKE SA. This notification can also be used to reject IKE SA rekey. Some minimal implementations may only accept a single Child SA setup in the context of an initial IKE exchange and reject any subsequent attempts to add more.
レスポンダは、レスポンダは、このIKE SA上の任意の複数の子SAを受け入れるために不本意であるため、CREATE_CHILD_SA要求が受け入れられないことを示すためにNO_ADDITIONAL_SAS通知を送信します。この通知はまた、IKE SAのキー更新を拒否するために使用することができます。いくつかの最小の実装では、初期のIKE交換の文脈における単一の子SAのセットアップを受け入れ、さらに追加するために、任意の後続の試行を拒否してもよいです。
A Child SA may be created by sending a CREATE_CHILD_SA request. The CREATE_CHILD_SA request for creating a new Child SA is:
チャイルドSAはCREATE_CHILD_SA要求を送信することによって作成することができます。 SAは、新しい子を作成するための要求するCREATE_CHILD_：
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SK {SA, Ni, [KEi],
TSi, TSr} -->
The initiator sends SA offer(s) in the SA payload, a nonce in the Ni payload, optionally a Diffie-Hellman value in the KEi payload, and the proposed Traffic Selectors for the proposed Child SA in the TSi and TSr payloads.
イニシエータは、SAペイロードにおけるSAオファー（単数または複数）、Niのペイロードにナンス、任意に慶ペイロード内のDiffie-Hellman値、とをTSiおよびTSrをペイロードに提案された子SAのための提案されたトラフィックセレクタを送信します。
The CREATE_CHILD_SA response for creating a new Child SA is:
SA新しい子を作成するためのCREATE_CHILD_SA応答は次のとおりです。
<-- HDR, SK {SA, Nr, [KEr],
TSi, TSr}
The responder replies (using the same Message ID to respond) with the accepted offer in an SA payload, and a Diffie-Hellman value in the KEr payload if KEi was included in the request and the selected cryptographic suite includes that group.
SAペイロード内に受け入れ提供し、KERペイロード内のDiffie-Hellman値（対応する同じメッセージIDを使用して）レスポンダ応答がkeiは、要求に含まれていた場合、選択された暗号スイートは、グループことを含みます。
The Traffic Selectors for traffic to be sent on that SA are specified in the TS payloads in the response, which may be a subset of what the initiator of the Child SA proposed.
そのSAで送信されるトラフィックのためのトラフィックセレクタは、児童SAのイニシエータが提案されているもののサブセットであり得る応答してTSペイロードで指定されています。
The USE_TRANSPORT_MODE notification MAY be included in a request message that also includes an SA payload requesting a Child SA. It requests that the Child SA use transport mode rather than tunnel mode for the SA created. If the request is accepted, the response MUST also include a notification of type USE_TRANSPORT_MODE. If the responder declines the request, the Child SA will be established in tunnel mode. If this is unacceptable to the initiator, the initiator MUST delete the SA. Note: Except when using this option to negotiate transport mode, all Child SAs will use tunnel mode.
USE_TRANSPORT_MODE通知は、子SAを要求するSAペイロードを含む要求メッセージに含まれるかもしれません。これは、SAの子SAの使用トランスポートモードではなくトンネルモードが作成されていることを要求します。要求が受け入れられた場合、応答はまた、型USE_TRANSPORT_MODEの通知を含まなければなりません。応答が要求を拒否した場合、子SAはトンネルモードで確立されます。これは、イニシエータに受け入れられない場合、イニシエータは、SAを削除しなければなりません。注意：トランスポートモードを交渉するには、このオプションを使用して、すべての子SAがトンネルモードを使用する場合を除き。
The ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED notification asserts that the sending endpoint will not accept packets that contain Traffic Flow Confidentiality (TFC) padding over the Child SA being negotiated. If neither endpoint accepts TFC padding, this notification is included in both the request and the response. If this notification is included in only one of the messages, TFC padding can still be sent in the other direction.
ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED通知が送信エンドポイントがSAのネゴシエーション中の子供を超えるトラフィックフロー機密性（TFC）パディングを含むパケットを受け入れないだろうと主張しています。どちらのエンドポイントがTFCパディングを受け入れる場合、この通知は、要求と応答の両方に含まれています。この通知は、一つだけのメッセージの中に含まれている場合は、TFCパディングは、まだ他の方向に送信することができます。
The NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO notification is used for fragmentation control. See [IPSECARCH] for a fuller explanation. Both parties need to agree to sending non-first fragments before either party does so. It is enabled only if NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO notification is included in both the request proposing an SA and the response accepting it. If the responder does not want to send or receive non-first fragments, it only omits NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO notification from its response, but does not reject the whole Child SA creation.
NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO通知が断片化制御のために使用されます。より完全な説明については、[IPSECARCH]を参照してください。両当事者は、いずれかの当事者がそうする前に、非最初の断片を送ることに同意する必要があります。 NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO通知がSAと、それを受け入れる応答を提案要求の両方に含まれている場合にのみ有効になります。応答者が非最初の断片を送信または受信したくない場合には、それだけでその応答からNON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO通知を省略しますが、全ての子SAの作成を拒否しません。
An IPCOMP_SUPPORTED notification, covered in Section 2.22, can also be included in the exchange.
セクション2.22で取り上げIPCOMP_SUPPORTED通知は、また交換に含めることができます。
A failed attempt to create a Child SA SHOULD NOT tear down the IKE SA: there is no reason to lose the work done to set up the IKE SA. See Section 2.21 for a list of error messages that might occur if creating a Child SA fails.
チャイルドSAを作成するために、失敗した試みは、IKE SAを取り壊すないでください。IKE SAを設定するために行われた作業を失う理由はありません。 SAが失敗した子を作成する場合に発生する可能性のあるエラーメッセージの一覧については、セクション2.21を参照してください。
The CREATE_CHILD_SA request for rekeying an IKE SA is:
IKE SAを再入力するためのCREATE_CHILD_SA要求は次のようになります。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SK {SA, Ni, KEi} -->
The initiator sends SA offer(s) in the SA payload, a nonce in the Ni payload, and a Diffie-Hellman value in the KEi payload. The KEi payload MUST be included. A new initiator SPI is supplied in the SPI field of the SA payload. Once a peer receives a request to rekey an IKE SA or sends a request to rekey an IKE SA, it SHOULD NOT start any new CREATE_CHILD_SA exchanges on the IKE SA that is being rekeyed.
イニシエータは、SAペイロードにおけるSAオファー（S）、ニッケルペイロードにノンス、及び慶ペイロード内のDiffie-Hellman値を送信します。圭ペイロードを含まなければなりません。新しいイニシエータSPIは、SAペイロードのSPIフィールドに供給されています。ピアがIKE SAキーを再生成するための要求を受けたか、IKE SAキーを再生成するための要求を送信すると、それがリキーされているIKE SA上の任意の新しいCREATE_CHILD_SA交換を始めるべきではありません。
The CREATE_CHILD_SA response for rekeying an IKE SA is:
IKE SAを再入力するためのCREATE_CHILD_SA応答は次のとおりです。
<-- HDR, SK {SA, Nr, KEr}
< - HDR、SK {SA、いいえ、KBrを}
The responder replies (using the same Message ID to respond) with the accepted offer in an SA payload, and a Diffie-Hellman value in the KEr payload if the selected cryptographic suite includes that group. A new responder SPI is supplied in the SPI field of the SA payload.
選択された暗号スイートは、グループことを含む場合SAペイロード内に受け入れ提供し、KERペイロード内のDiffie-Hellman値と（応答する同じメッセージIDを使用して）レスポンダ返信。新しい応答者のSPIは、SAペイロードのSPIフィールドに供給されています。
The new IKE SA has its message counters set to 0, regardless of what they were in the earlier IKE SA. The first IKE requests from both sides on the new IKE SA will have Message ID 0. The old IKE SA retains its numbering, so any further requests (for example, to delete the IKE SA) will have consecutive numbering. The new IKE SA also has its window size reset to 1, and the initiator in this rekey exchange is the new "original initiator" of the new IKE SA.
新しいIKE SAは、そのメッセージカウンタは関係なく、以前のIKE SAにあったものを、0に設定されています。新しいIKE SAの両側から最初のIKE要求が古いIKE SAは、その番号を保持するので、任意のさらなる要求が（例えば、IKE SAを削除する）連続した番号を持つことになりますメッセージID 0を持つことになります。新しいIKE SAはまた、1に対するウィンドウサイズリセットを有し、このリキー交換のイニシエータは、新しいIKE SAの新しい「オリジナル開始剤」です。
Section 2.18 also covers IKE SA rekeying in detail.
セクション2.18も詳細にIKE SAの鍵の変更をカバーしています。
The CREATE_CHILD_SA request for rekeying a Child SA is:
チャイルドSAを再入力するためのCREATE_CHILD_SA要求は次のようになります。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SK {N(REKEY_SA), SA, Ni, [KEi],
TSi, TSr} -->
The initiator sends SA offer(s) in the SA payload, a nonce in the Ni payload, optionally a Diffie-Hellman value in the KEi payload, and the proposed Traffic Selectors for the proposed Child SA in the TSi and TSr payloads.
イニシエータは、SAペイロードにおけるSAオファー（単数または複数）、Niのペイロードにナンス、任意に慶ペイロード内のDiffie-Hellman値、とをTSiおよびTSrをペイロードに提案された子SAのための提案されたトラフィックセレクタを送信します。
The notifications described in Section 1.3.1 may also be sent in a rekeying exchange. Usually, these will be the same notifications that were used in the original exchange; for example, when rekeying a transport mode SA, the USE_TRANSPORT_MODE notification will be used.
1.3.1項で説明した通知はまた、再入力交換で送信することができます。通常、これらは、元の交換に使用したのと同じ通知されます。トランスポート・モードSAを再入力するとき、例えば、USE_TRANSPORT_MODE通知が使用されます。
The REKEY_SA notification MUST be included in a CREATE_CHILD_SA exchange if the purpose of the exchange is to replace an existing ESP or AH SA. The SA being rekeyed is identified by the SPI field in the Notify payload; this is the SPI the exchange initiator would expect in inbound ESP or AH packets. There is no data associated with this Notify message type. The Protocol ID field of the REKEY_SA notification is set to match the protocol of the SA we are rekeying, for example, 3 for ESP and 2 for AH.
為替の目的は、既存のESPまたはAH SAを交換する場合REKEY_SA通知がCREATE_CHILD_SA交換に含まれなければなりません。 SAは、通知ペイロードにSPIフィールドによって識別さリキーされます。これは交換イニシエータがインバウンドESPまたはAHパケットに期待するSPIです。この通知メッセージタイプに関連付けられているデータはありません。 REKEY_SA通知のプロトコルIDフィールドはAHのために、例えば、ESP 3及び2を我々が再入力されたSAのプロトコルと一致するように設定されています。
The CREATE_CHILD_SA response for rekeying a Child SA is:
チャイルドSAを再入力するためのCREATE_CHILD_SA応答は次のとおりです。
<-- HDR, SK {SA, Nr, [KEr],
TSi, TSr}
The responder replies (using the same Message ID to respond) with the accepted offer in an SA payload, and a Diffie-Hellman value in the KEr payload if KEi was included in the request and the selected cryptographic suite includes that group.
SAペイロード内に受け入れ提供し、KERペイロード内のDiffie-Hellman値（対応する同じメッセージIDを使用して）レスポンダ応答がkeiは、要求に含まれていた場合、選択された暗号スイートは、グループことを含みます。
The Traffic Selectors for traffic to be sent on that SA are specified in the TS payloads in the response, which may be a subset of what the initiator of the Child SA proposed.
そのSAで送信されるトラフィックのためのトラフィックセレクタは、児童SAのイニシエータが提案されているもののサブセットであり得る応答してTSペイロードで指定されています。
At various points during the operation of an IKE SA, peers may desire to convey control messages to each other regarding errors or notifications of certain events. To accomplish this, IKE defines an INFORMATIONAL exchange. INFORMATIONAL exchanges MUST ONLY occur after the initial exchanges and are cryptographically protected with the negotiated keys. Note that some informational messages, not exchanges, can be sent outside the context of an IKE SA. Section 2.21 also covers error messages in great detail.
IKE SAの動作時の様々な時点で、ピアはエラーまたは特定のイベントの通知に関して、相互に制御メッセージを伝えることを望むことができます。これを実現するために、IKEはINFORMATIONAL交換を定義します。 INFORMATIONAL交換は初回のみ交換した後に発生しなければならなくて、暗号的に交渉キーで保護されています。いくつかの情報メッセージではなく、交換は、IKE SAのコンテキスト外に送信できることに注意してください。セクション2.21にも非常に詳細にエラーメッセージをカバーしています。
Control messages that pertain to an IKE SA MUST be sent under that IKE SA. Control messages that pertain to Child SAs MUST be sent under the protection of the IKE SA that generated them (or its successor if the IKE SA was rekeyed).
IKE SAに関連する制御メッセージは、IKE SAの下に送らなければなりません。子供のSAに関連する制御メッセージは（IKE SAがリキーされた場合またはその後継）、それらを生成IKE SAの保護の下で送らなければなりません。
Messages in an INFORMATIONAL exchange contain zero or more Notification, Delete, and Configuration payloads. The recipient of an INFORMATIONAL exchange request MUST send some response; otherwise, the sender will assume the message was lost in the network and will retransmit it. That response MAY be an empty message. The request message in an INFORMATIONAL exchange MAY also contain no payloads. This is the expected way an endpoint can ask the other endpoint to verify that it is alive.
INFORMATIONAL交換のメッセージは、ゼロまたはそれ以上の通知、削除、および構成のペイロードが含まれています。 INFORMATIONAL交換要求の受信者は、いくつかの応答を送らなければなりません。そうでない場合は、送信者はメッセージがネットワークで失われたと仮定し、それを再送します。その応答は、空のメッセージであってもよいです。 INFORMATIONAL交換における要求メッセージにはペイロードをも含まなくてもよいです。これは、エンドポイントは、それが生きていることを確認するために、他のエンドポイントを求めることができ、予想される方法です。
The INFORMATIONAL exchange is defined as:
INFORMATIONAL交換は次のように定義されます
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SK {[N,] [D,]
[CP,] ...} -->
<-- HDR, SK {[N,] [D,]
[CP], ...}
The processing of an INFORMATIONAL exchange is determined by its component payloads.
INFORMATIONAL交換の処理は、そのコンポーネントペイロードによって決定されます。
ESP and AH SAs always exist in pairs, with one SA in each direction. When an SA is closed, both members of the pair MUST be closed (that is, deleted). Each endpoint MUST close its incoming SAs and allow the other endpoint to close the other SA in each pair. To delete an SA, an INFORMATIONAL exchange with one or more Delete payloads is sent listing the SPIs (as they would be expected in the headers of inbound packets) of the SAs to be deleted. The recipient MUST close the designated SAs. Note that one never sends Delete payloads for the two sides of an SA in a single message. If there are many SAs to delete at the same time, one includes Delete payloads for the inbound half of each SA pair in the INFORMATIONAL exchange.
ESPとAH SAは常にそれぞれの方向に1 SAで、ペアで存在します。 SAが閉じられたときに、対の両方のメンバー（すなわち、削除された）閉じなければなりません。各エンドポイントは、その着信SAを閉じ、他のエンドポイントは、各対の他のSAを閉鎖することを可能にしなければなりません。 SAを削除するには、一の以上の削除ペイロードを持つINFORMATIONAL交換は削除されるSAのSPIを（彼らはインバウンドパケットのヘッダに予想されるように）リストに送信されます。受信者は、指定されたSAを閉じる必要があります。なお、1は、単一のメッセージでSAの両側のためのペイロードを削除送ることはありません。同時に削除するには多くのSAがある場合、1はINFORMATIONAL交換における各SAペアのインバウンド半分のためのペイロードを削除しています。
Normally, the response in the INFORMATIONAL exchange will contain Delete payloads for the paired SAs going in the other direction. There is one exception. If, by chance, both ends of a set of SAs independently decide to close them, each may send a Delete payload and the two requests may cross in the network. If a node receives a delete request for SAs for which it has already issued a delete request, it MUST delete the outgoing SAs while processing the request and the incoming SAs while processing the response. In that case, the responses MUST NOT include Delete payloads for the deleted SAs, since that would result in duplicate deletion and could in theory delete the wrong SA.
通常、INFORMATIONAL交換での応答は、他の方向に行くのペアSAの削除ペイロードを含んでいます。 1つの例外があります。偶然、SAのセットの両端が独立してそれらを閉じることにした、場合、それぞれが削除ペイロードを送信することができ、2つの要求は、ネットワーク内で交差していてもよいです。ノードが既に削除要求を発行したためSAの削除要求を受信した場合、応答を処理している間に要求し、着信SAを処理している間、それは発信SAを削除する必要があります。それは、重複削除してしまうと、理論的には間違ったSAを削除する可能性があるので、その場合には、応答は、削除されたSAの削除ペイロードを含んではいけません。
Similar to ESP and AH SAs, IKE SAs are also deleted by sending an Informational exchange. Deleting an IKE SA implicitly closes any remaining Child SAs negotiated under it. The response to a request that deletes the IKE SA is an empty INFORMATIONAL response.
ESPとAHのSA、IKE SAのと同様にも情報交換を送信することにより、削除されます。 IKE SAを削除すると、暗黙的にSAがその下交渉し、残りの子を閉じます。 IKE SAを削除要求に対する応答が空INFORMATIONAL応答です。
Half-closed ESP or AH connections are anomalous, and a node with auditing capability should probably audit their existence if they persist. Note that this specification does not specify time periods, so it is up to individual endpoints to decide how long to wait. A node MAY refuse to accept incoming data on half-closed connections but MUST NOT unilaterally close them and reuse the SPIs. If connection state becomes sufficiently messed up, a node MAY close the IKE SA, as described above. It can then rebuild the SAs it needs on a clean base under a new IKE SA.
半分閉じESPまたはAHの接続が異常であり、彼らが続く場合、監査機能を持つノードは、おそらく彼らの存在を監査する必要があります。この仕様は、時間帯を指定していないことに注意してください、それが待機する時間を決定するために、個々のエンドポイントまでです。ノードが半分閉じた接続に入ってくるデータを受け入れることを拒否することができるが、一方的にそれらを閉じて、SPIを再利用してはいけません。接続状態が十分に台無しになった場合に上記のように、ノードは、IKE SAを閉じます。それはそれは新しいIKE SAの下でクリーンなベースに必要とSAを再構築することができます。
There are some cases in which a node receives a packet that it cannot process, but it may want to notify the sender about this situation.
ノードは、それが処理できないパケットを受信したが、それはこのような状況についての送信者に通知することができますここでいくつかの例があります。
o If an ESP or AH packet arrives with an unrecognized SPI. This might be due to the receiving node having recently crashed and lost state, or because of some other system malfunction or attack.
O ESPまたはAHパケットが認識されていないSPIで到着した場合。これは、受信ノードが最近持っクラッシュして状態を失った、またはので、他のシステムの故障や攻撃のが原因かもしれません。
o If an encrypted IKE request packet arrives on port 500 or 4500 with an unrecognized IKE SPI. This might be due to the receiving node having recently crashed and lost state, or because of some other system malfunction or attack.
O暗号化されたIKE要求パケットが認識されていないIKE SPIとポート500または4500に到達した場合。これは、受信ノードが最近持っクラッシュして状態を失った、またはので、他のシステムの故障や攻撃のが原因かもしれません。
o If an IKE request packet arrives with a higher major version number than the implementation supports.
O IKE要求パケットは、実装のサポートする範囲よりも高いメジャーバージョン番号と到着した場合。
In the first case, if the receiving node has an active IKE SA to the IP address from whence the packet came, it MAY send an INVALID_SPI notification of the wayward packet over that IKE SA in an INFORMATIONAL exchange. The Notification Data contains the SPI of the invalid packet. The recipient of this notification cannot tell whether the SPI is for AH or ESP, but this is not important because the SPIs are supposed to be different for the two. If no suitable IKE SA exists, the node MAY send an informational message without cryptographic protection to the source IP address, using the source UDP port as the destination port if the packet was UDP (UDP-encapsulated ESP or AH). In this case, it should only be used by the recipient as a hint that something might be wrong (because it could easily be forged). This message is not part of an INFORMATIONAL exchange, and the receiving node MUST NOT respond to it because doing so could cause a message loop. The message is constructed as follows: there are no IKE SPI values that would be meaningful to the recipient of such a notification; using zero values or random values are both acceptable, this being the exception to the rule in Section 3.1 that prohibits zero IKE Initiator SPIs. The Initiator flag is set to 1, the Response flag is set to 0, and the version flags are set in the normal fashion; these flags are described in Section 3.1.
パケットそこからIPアドレスへの受信ノードがアクティブなIKE SAを持っている場合は、最初のケースでは、来て、それはINFORMATIONAL交換でそのIKE SAを超えるわがままなパケットのINVALID_SPI通知を送信することができます。通知データは無効なパケットのSPIが含まれています。この通知の受信者は、SPIは、AHまたはESPのためであるかどうかわかりませんが、SPIのは、2のために異なることになっているので、これは重要ではありません。もし適切なIKE SAが存在しない場合、ノードは、パケットがUDP（UDPカプセル化ESPまたはAH）であった場合は宛先ポートとして送信元UDPポートを使用して、送信元のIPアドレスに暗号保護せずに情報メッセージを送信することができます。この場合、それだけで（それが簡単に偽造できる可能性があるため）何かが間違っているかもしれないヒントとして受信者によって使用されるべきです。このメッセージは情報交換の一部ではなく、そうすることは、メッセージループを引き起こす可能性があるため、受信ノードは、それに応じてはいけません。次のようにメッセージが構築される。このような通知の受信者に有意義であろうないIKE SPI値が存在しません。ゼロ値またはランダムな値を使用して、両方の許容され、これはゼロIKEイニシエータSPIを禁止セクション3.1で規則の例外です。開始フラグが1にセットされ、応答フラグが0に設定され、バージョンフラグが通常の方法で設定されています。これらのフラグは、3.1節で説明されています。
In the second and third cases, the message is always sent without cryptographic protection (outside of an IKE SA), and includes either an INVALID_IKE_SPI or an INVALID_MAJOR_VERSION notification (with no notification data). The message is a response message, and thus it is sent to the IP address and port from whence it came with the same IKE SPIs and the Message ID and Exchange Type are copied from the request. The Response flag is set to 1, and the version flags are set in the normal fashion.
第二及び第三のケースでは、メッセージは常に暗号保護（IKE SAの外側）なしで送信され、INVALID_IKE_SPIまたは（NO通知データを有する）INVALID_MAJOR_VERSION通知のいずれかを含んでいます。メッセージは、応答メッセージであるため、それがリクエストからコピーされているのと同じIKEのSPIとメッセージIDと交換タイプと出所からのIPアドレスとポートに送信されます。応答フラグが1に設定され、バージョンフラグが通常の方法で設定されています。
Definitions of the primitive terms in this document (such as Security Association or SA) can be found in [IPSECARCH]. It should be noted that parts of IKEv2 rely on some of the processing rules in [IPSECARCH], as described in various sections of this document.
（例えばセキュリティアソシエーションまたはSAなど）この文書に記載されている原始的な用語の定義は、[IPSECARCH]で見つけることができます。なお、この文書の様々なセクションに記載されているようのIKEv2の部分は、[IPSECARCH]の処理ルールの一部に依存していることに留意すべきです。
The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in [MUSTSHOULD].
この文書のキーワード "MUST"、 "MUST NOT"、 "REQUIRED"、、、、 "べきではない" "べきである" "ないもの" "ものとし"、 "推奨"、 "MAY"、および "OPTIONAL" はあります【MUSTSHOULD]に記載されているように解釈されます。
This document contains clarifications and amplifications to IKEv2 [IKEV2]. Many of the clarifications are based on [Clarif]. The changes listed in that document were discussed in the IPsec Working Group and, after the Working Group was disbanded, on the IPsec mailing list. That document contains detailed explanations of areas that were unclear in IKEv2, and is thus useful to implementers of IKEv2.
この文書では、IKEv2の[IKEv2の]に明確化し、増幅が含まれています。明確化の多くは、[Clarif]に基づいています。ワーキンググループは、IPsecのメーリングリストで、解散後、その文書に記載されている変更は、IPsecのワーキンググループで議論してました。その文書には、IKEv2の中で不明確だった領域の詳細な説明が含まれており、IKEv2のの実装に有用です。
The protocol described in this document retains the same major version number (2) and minor version number (0) as was used in RFC 4306. That is, the version number is *not* changed from RFC 4306. The small number of technical changes listed here are not expected to affect RFC 4306 implementations that have already been deployed at the time of publication of this document.
すなわちRFC 4306で使用されたように、本書に記載したプロトコルは、同じメジャーバージョン番号（2）とマイナーバージョン番号を保持している（0）、バージョン番号が* RFC 4306からの技術的な変化の少ない変更されませんここに記載されている、すでにこのドキュメントの発行時点で展開されているRFC 4306の実装に影響を与えると予想されていません。
This document makes the figures and references a bit more consistent than they were in [IKEV2].
この文書では、彼らは[IKEv2の]にあったよりも、数字や参照がもう少し一貫なります。
IKEv2 developers have noted that the SHOULD-level requirements in RFC 4306 are often unclear in that they don't say when it is OK to not obey the requirements. They also have noted that there are MUST-level requirements that are not related to interoperability. This document has more explanation of some of these requirements. All non-capitalized uses of the words SHOULD and MUST now mean their normal English sense, not the interoperability sense of [MUSTSHOULD].
IKEv2の開発者は、RFC 4306でSHOULDレベルの要件は、多くの場合、彼らは必要条件に従わないためにOKであるとき、言わないという点では不明であることを指摘しています。彼らはまた、相互運用性に関連していないMUSTレベルの要件があることを指摘しています。この文書では、これらの要件のいくつかのより詳細な説明があります。言葉のすべての非大文字の用途は、今、それらの通常の英語の感覚、[MUSTSHOULD]のない相互運用性の感覚を意味する必要がありますすべきです。
IKEv2 (and IKEv1) developers have noted that there is a great deal of material in the tables of codes in Section 3.10.1 in RFC 4306. This leads to implementers not having all the needed information in the main body of the document. Much of the material from those tables has been moved into the associated parts of the main body of the document.
IKEv2の（およびIKEv1の）開発者は、これは、文書の本体内のすべての必要な情報を持っていない実装につながるRFC 4306で3.10.1でのコードのテーブルの材料の大きな取引があることを指摘しています。これらの表からの材料の多くは、文書の本体の関連する部分に移動されています。
This document removes discussion of nesting AH and ESP. This was a mistake in RFC 4306 caused by the lag between finishing RFC 4306 and RFC 4301. Basically, IKEv2 is based on RFC 4301, which does not include "SA bundles" that were part of RFC 2401. While a single packet can go through IPsec processing multiple times, each of these passes uses a separate SA, and the passes are coordinated by the forwarding tables. In IKEv2, each of these SAs has to be created using a separate CREATE_CHILD_SA exchange.
この文書では、入れ子にAHとESPの議論を削除します。これは、単一のパケットが通過することができますが、RFC 2401の一部であった「SAバンドル」が含まれていない基本的には、IKEv2のは、RFC 4301に基づいて仕上げRFC 4306およびRFC 4301の間の遅れによって引き起こされるRFC 4306で間違いでしたIPsec処理を複数回には、これらのパスの各々は、別々のSAを使用して、パスを転送テーブルによって調整されます。 IKEv2のでは、これらのSAの各々は、別々のCREATE_CHILD_SA交換を使用して作成されなければなりません。
This document removes discussion of the INTERNAL_ADDRESS_EXPIRY configuration attribute because its implementation was very problematic. Implementations that conform to this document MUST ignore proposals that have configuration attribute type 5, the old value for INTERNAL_ADDRESS_EXPIRY. This document also removed INTERNAL_IP6_NBNS as a configuration attribute.
その実装は非常に問題があったので、この文書では、INTERNAL_ADDRESS_EXPIRY構成属性の説明を削除します。この文書に準拠する実装は、構成属性タイプ5、INTERNAL_ADDRESS_EXPIRYの古い値を持つ提案を無視しなければなりません。この文書では、構成属性としてINTERNAL_IP6_NBNSを削除しました。
This document removes the allowance for rejecting messages in which the payloads were not in the "right" order; now implementations MUST NOT reject them. This is due to the lack of clarity where the orders for the payloads are described.
この文書では、ペイロードが「正しい」順序ではありませんでしたしたメッセージを拒否するための手当を削除します。今の実装では、それらを拒否してはなりません。これは、ペイロードの注文が記述されている明確性の欠如によるものです。
The lists of items from RFC 4306 that ended up in the IANA registry were trimmed to only include items that were actually defined in RFC 4306. Also, many of those lists are now preceded with the very important instruction to developers that they really should look at the IANA registry at the time of development because new items have been added since RFC 4306.
IANAレジストリで終わったRFC 4306からのアイテムのリストは、唯一実際に、また、RFC 4306で定義されたこれらのリストの多くは、今彼らが本当に見なければならないことを、開発者にとって非常に重要な命令で先行している項目を含めるにトリミングされました開発時のIANAレジストリは、新しいアイテムは、RFC 4306以降に追加されたので。
This document adds clarification on when notifications are and are not sent encrypted, depending on the state of the negotiation at the time.
この文書では、通知があり、一度に交渉の状態に応じて、暗号化されて送信されていないときに明確化を追加します。
This document discusses more about how to negotiate combined-mode ciphers.
この文書では、複合モード暗号を交渉する方法の詳細について説明します。
In Section 1.3.2, "The KEi payload SHOULD be included" was changed to be "The KEi payload MUST be included". This also led to changes in Section 2.18.
第1.3.2項では、「慶ペイロードを含まなければなりません」に変更された「慶ペイロードが含まれるべきです」。また、これは、セクション2.18の変化につながりました。
In Section 2.1, there is new material covering how the initiator's SPI and/or IP is used to differentiate if this is a "half-open" IKE SA or a new request.
2.1節では、イニシエータのSPIおよび/またはIPが、これは「ハーフオープン」IKE SAまたは新しい要求である場合に区別するために使用される方法をカバーする新しい材料があります。
This document clarifies the use of the critical flag in Section 2.5.
この文書では、2.5節での重要なフラグの使用を明確にしています。
In Section 2.8, "Note that, when rekeying, the new Child SA MAY have different Traffic Selectors and algorithms than the old one" was changed to "Note that, when rekeying, the new Child SA SHOULD NOT have different Traffic Selectors and algorithms than the old one".
2.8節では、再入力する際に、新しい子SAが異なるトラフィックセレクタとアルゴリズムよりを持つべきではない、ということに注意してください」に変更されました「再入力する際に、新しい子SAが古いものよりもトラフィックセレクタとアルゴリズムの異なる持っているかもしれないが、ことに注意してください」古いもの"。
The new Section 2.8.2 covers simultaneous IKE SA rekeying.
新しいセクション2.8.2は、同時IKE SAの鍵の変更をカバーしています。
The new Section 2.9.2 covers Traffic Selectors in rekeying.
新しいセクション2.9.2を再入力してトラフィックセレクタをカバーしています。
This document adds the restriction in Section 2.13 that all pseudorandom functions (PRFs) used with IKEv2 MUST take variable-sized keys. This should not affect any implementations because there were no standardized PRFs that have fixed-size keys.
この文書では、IKEv2のに使用されるすべての擬似ランダム機能（PRFを）は可変サイズのキーを取る必要があり、セクション2.13での制限が追加されます。固定サイズの鍵を持っている標準化のPRFがなかったので、これは任意の実装に影響を与えてはなりません。
Section 2.18 requires doing a Diffie-Hellman exchange when rekeying the IKE_SA. In theory, RFC 4306 allowed a policy where the Diffie-Hellman exchange was optional, but this was not useful (or appropriate) when rekeying the IKE_SA.
IKE_SAを再入力するとき、セクション2.18のDiffie-Hellman交換を行うことが必要です。理論的には、RFC 4306はIKE_SAを再入力するときのDiffie-Hellman交換が任意であったが、これは有用な（または適切な）ではありませんでしたポリシーを可能にしました。
Section 2.21 has been greatly expanded to cover the different cases where error responses are needed and the appropriate responses to them.
セクション2.21を大幅にエラー応答が必要とされるさまざまな例とそれらへの適切な対応をカバーするために拡張されました。
Section 2.23 clarified that, in NAT traversal, now both UDP-encapsulated IPsec packets and non-UDP-encapsulated IPsec packets need to be understood when receiving.
セクション2.23は、受信時にNATトラバーサルに、今UDPカプセル化IPsecパケットおよび非UDPカプセル化IPsecパケットの両方を理解する必要がある、ということを明確にしました。
Added Section 2.23.1 to describe NAT traversal when transport mode is requested.
トランスポートモードが要求されたときにNATトラバーサルを記述するために、セクション2.23.1を追加しました。
Added Section 2.25 to explain how to act when there are timing collisions when deleting and/or rekeying SAs, and two new error notifications (TEMPORARY_FAILURE and CHILD_SA_NOT_FOUND) were defined.
削除および/またはSAを再入力するタイミング衝突がある場合に動作するように、2つの新しいエラー通知（TEMPORARY_FAILUREとCHILD_SA_NOT_FOUND）が定義されていた方法を説明するために、セクション2.25を追加しました。
In Section 3.6, "Implementations MUST support the HTTP method for hash-and-URL lookup. The behavior of other URL methods is not currently specified, and such methods SHOULD NOT be used in the absence of a document specifying them" was added.
セクション3.6では、「実装はハッシュと、URLの検索のためのHTTPメソッドをサポートしなければならない。他のURLメソッドの動作は、現在指定されておらず、このような方法は、それらを指定する文書が存在しない場合には使用すべきではない」が追加されました。
In Section 3.15.3, a pointer to a new document that is related to configuration of IPv6 addresses was added.
セクション3.15.3では、IPv6アドレスの設定に関連して、新規文書へのポインタが追加されました。
Appendix C was expanded and clarified.
付録Cは拡大し、明らかにしました。
IKE normally listens and sends on UDP port 500, though IKE messages may also be received on UDP port 4500 with a slightly different format (see Section 2.23). Since UDP is a datagram (unreliable) protocol, IKE includes in its definition recovery from transmission errors, including packet loss, packet replay, and packet forgery. IKE is designed to function so long as (1) at least one of a series of retransmitted packets reaches its destination before timing out; and (2) the channel is not so full of forged and replayed packets so as to exhaust the network or CPU capacities of either endpoint. Even in the absence of those minimum performance requirements, IKE is designed to fail cleanly (as though the network were broken).
IKEは、通常は待機し、IKEメッセージも（項2.23を参照）をわずかに異なる形式でUDPポート4500で受信してもよいが、UDPポート500に送信します。 UDPは、データグラム（信頼できない）プロトコルであるので、IKEは、パケットロス、パケットの再生、およびパケット偽造などの伝送エラーからその定義の回復に含まれています。 IKEは、（1）再送パケットの一連の少なくとも一方がタイムアウトする前にその宛先に到達する限り、機能するように設計されています。 （2）チャネルは、エンドポイントのいずれかのネットワークまたはCPU容量を排気するように鍛造及び再生パケットのように完全ではありません。 （ネットワークが壊れたかのように）であっても、それらの最小性能要件が存在しない場合に、IKEはきれいに失敗するように設計されています。
Although IKEv2 messages are intended to be short, they contain structures with no hard upper bound on size (in particular, digital certificates), and IKEv2 itself does not have a mechanism for fragmenting large messages. IP defines a mechanism for fragmentation of oversized UDP messages, but implementations vary in the maximum message size supported. Furthermore, use of IP fragmentation opens an implementation to denial-of-service (DoS) attacks [DOSUDPPROT]. Finally, some NAT and/or firewall implementations may block IP fragments.
IKEv2のメッセージが短いことを意図しているが、それらはなしハードアッパーサイズ上の結合（特に、デジタル証明書）を持つ構造体を含み、およびIKEv2の自体が大きなメッセージを断片化するためのメカニズムを持っていません。 IPは、特大のUDPメッセージの断片化のためのメカニズムを定義するが、実装は、サポートされる最大メッセージサイズが変化します。また、IP断片化の使用は、サービス拒否（DoS）攻撃[DOSUDPPROT]への実装を開きます。最後に、いくつかのNATおよび/またはファイアウォールの実装は、IPフラグメントをブロックすることがあります。
All IKEv2 implementations MUST be able to send, receive, and process IKE messages that are up to 1280 octets long, and they SHOULD be able to send, receive, and process messages that are up to 3000 octets long. IKEv2 implementations need to be aware of the maximum UDP message size supported and MAY shorten messages by leaving out some certificates or cryptographic suite proposals if that will keep messages below the maximum. Use of the "Hash and URL" formats rather than including certificates in exchanges where possible can avoid most problems. Implementations and configuration need to keep in mind, however, that if the URL lookups are possible only after the Child SA is established, recursion issues could prevent this technique from working.
すべてのIKEv2の実装は、送信、受信することができ、そして長さは最大1280個のオクテットにあるプロセスIKEメッセージ、そして、彼らは、送信することができ、受信、および最大3000個のオクテットが長いプロセスメッセージべきであるしなければなりません。 IKEv2の実装は、最大UDPメッセージサイズがサポートされており、それが最大の以下のメッセージを保持する場合は、いくつかの証明書や暗号スイートの提案を残すことによって、メッセージが短くなる可能性を認識する必要があります。可能性は、ほとんどの問題を回避することができます交換で証明書を含む「ハッシュとURL」形式ではなくの使用。実装と設定はURLのルックアップが子供SAが確立された後にのみ可能である場合に、再帰の問題が作業からこの技術を防ぐことができること、しかし、心に留めておく必要があります。
The UDP payload of all packets containing IKE messages sent on port 4500 MUST begin with the prefix of four zeros; otherwise, the receiver won't know how to handle them.
ポート4500上で送信されたIKEメッセージを含むすべてのパケットのUDPペイロードは4ゼロの接頭辞で始まる必要があります。そうでない場合、受信機は、それらを処理する方法を知ることができません。
All messages in IKE exist in pairs: a request and a response. The setup of an IKE SA normally consists of two exchanges. Once the IKE SA is set up, either end of the Security Association may initiate requests at any time, and there can be many requests and responses "in flight" at any given moment. But each message is labeled as either a request or a response, and for each exchange, one end of the Security Association is the initiator and the other is the responder.
IKEのすべてのメッセージは、対になって存在して：リクエストとレスポンスを。 IKE SAの設定は、通常は2つの取引所で構成されています。 IKE SAが設定されると、セキュリティ協会のどちらかの端には、任意の時点での要求を開始することができる、そして任意の時点で「飛行中」の多くの要求と応答があることができます。しかし、各メッセージは、要求または応答のどちらかとしてラベル付けされ、各交換のために、セキュリティアソシエーションの一端は、開始剤であり、他は応答者です。
For every pair of IKE messages, the initiator is responsible for retransmission in the event of a timeout. The responder MUST never retransmit a response unless it receives a retransmission of the request. In that event, the responder MUST ignore the retransmitted request except insofar as it causes a retransmission of the response. The initiator MUST remember each request until it receives the corresponding response. The responder MUST remember each response until it receives a request whose sequence number is larger than or equal to the sequence number in the response plus its window size (see Section 2.3). In order to allow saving memory, responders are allowed to forget the response after a timeout of several minutes. If the responder receives a retransmitted request for which it has already forgotten the response, it MUST ignore the request (and not, for example, attempt constructing a new response).
IKEメッセージのすべてのペアのために、イニシエータは、タイムアウトが発生した場合に再送信する責任があります。それは、要求の再送信を受信しない限り、応答者は応答を再送してはなりません。それは、応答の再送信が発生するとそのイベントでは、応答者は除いて、再送要求を無視しなければなりません。それは、対応する応答を受信するまで、イニシエータは、各要求を覚えておく必要があります。それは、そのシーケンス番号のウィンドウサイズプラス応答のシーケンス番号以上である（2.3節を参照）要求を受信するまでの応答は、各応答を覚えていなければなりません。メモリを節約できるようにするために、レスポンダは、数分のタイムアウト後に応答を忘れるために許可されています。応答者は、それがすでに応答を忘れたために、再送要求を受信した場合、その要求を無視しなければなりません（と、例えば、新しい応答を構築しようとしません）。
IKE is a reliable protocol: the initiator MUST retransmit a request until it either receives a corresponding response or deems the IKE SA to have failed. In the latter case, the initiator discards all state associated with the IKE SA and any Child SAs that were negotiated using that IKE SA. A retransmission from the initiator MUST be bitwise identical to the original request. That is, everything starting from the IKE header (the IKE SA initiator's SPI onwards) must be bitwise identical; items before it (such as the IP and UDP headers) do not have to be identical.
IKEは、信頼性の高いプロトコルである：それは、対応する応答を受信またはIKE SAが失敗したと判断するまで、開始要求を再送しなければなりません。後者の場合には、イニシエータは、IKE SAを使用してネゴシエートされたIKE SAと子のSAに関連付けられたすべての状態を破棄する。イニシエータからの再送は、元の要求と同じビット単位なければなりません。すなわち、IKEヘッダから始まるすべて（以降IKE SAのイニシエータのSPI）が同じビット単位されなければなりません。 （IPやUDPヘッダなど）その前の項目が同一である必要はありません。
Retransmissions of the IKE_SA_INIT request require some special handling. When a responder receives an IKE_SA_INIT request, it has to determine whether the packet is a retransmission belonging to an existing "half-open" IKE SA (in which case the responder retransmits the same response), or a new request (in which case the responder creates a new IKE SA and sends a fresh response), or it belongs to an existing IKE SA where the IKE_AUTH request has been already received (in which case the responder ignores it).
IKE_SA_INIT要求の再送信は、いくつかの特別な処理を必要とします。レスポンダは、IKE_SA_INIT要求を受信すると、パケットが既存の「半開」IKE SA（レスポンダが同じ応答を再送た場合）、または新しい要求に属する再送（その場合であるか否かを決定しなければなりませんレスポンダは、新しいIKE SAを作成し、新鮮な応答を送信する）、またはそれはIKE_AUTH要求が既に受信されている既存のIKE SA（その場合、応答者はそれを無視）に属します。
It is not sufficient to use the initiator's SPI and/or IP address to differentiate between these three cases because two different peers behind a single NAT could choose the same initiator SPI. Instead, a robust responder will do the IKE SA lookup using the whole packet, its hash, or the Ni payload.
単一のNATの背後にある二つの異なるピアが同じイニシエータSPIを選択する可能性があるため、これらの3例を区別するために、イニシエータのSPIおよび/またはIPアドレスを使用するのに十分ではありません。代わりに、堅牢なレスポンダは、パケット全体、そのハッシュ、又はNiペイロードを使用してIKE SAのルックアップを行います。
The retransmission policy for one-way messages is somewhat different from that for regular messages. Because no acknowledgement is ever sent, there is no reason to gratuitously retransmit one-way messages. Given that all these messages are errors, it makes sense to send them only once per "offending" packet, and only retransmit if further offending packets are received. Still, it also makes sense to limit retransmissions of such error messages.
一方向のメッセージの再送信ポリシーは、通常のメッセージのためのものとは多少異なっています。肯定応答は、これまで送信されませんので、無償で一方向のメッセージを再送する理由はありません。すべてのこれらのメッセージがエラーであることを考えると、それは「違反」パケットごとに一度だけそれらを送信し、さらに問題のあるパケットを受信した場合にのみ再送信することは理にかなって。それでも、それはまた、このようなエラーメッセージの再送信を制限することは理にかなって。
Every IKE message contains a Message ID as part of its fixed header. This Message ID is used to match up requests and responses and to identify retransmissions of messages. Retransmission of a message MUST use the same Message ID as the original message.
すべてのIKEメッセージは、その固定されたヘッダの一部としてメッセージIDを含んでいます。このメッセージIDは、要求と応答を一致するとメッセージの再送信を識別するために使用されます。メッセージの再送信は元のメッセージと同じメッセージIDを使用しなければなりません。
The Message ID is a 32-bit quantity, which is zero for the IKE_SA_INIT messages (including retries of the message due to responses such as COOKIE and INVALID_KE_PAYLOAD), and incremented for each subsequent exchange. Thus, the first pair of IKE_AUTH messages will have an ID of 1, the second (when EAP is used) will be 2, and so on. The Message ID is reset to zero in the new IKE SA after the IKE SA is rekeyed.
メッセージIDは、（このようなCOOKIEとINVALID_KE_PAYLOADとして応答メッセージの再試行を含む）IKE_SA_INITメッセージのゼロであり、後続の各交換のためにインクリメント32ビット数、です。したがって、IKE_AUTHメッセージの最初の対は1のIDを持つことになり、（EAPが使用されている）第二のように2であり、そしてあろう。 IKE SAがリキーされた後、メッセージIDは、新しいIKE SAにゼロにリセットされます。
Each endpoint in the IKE Security Association maintains two "current" Message IDs: the next one to be used for a request it initiates and the next one it expects to see in a request from the other end. These counters increment as requests are generated and received. Responses always contain the same Message ID as the corresponding request. That means that after the initial exchange, each integer n may appear as the Message ID in four distinct messages: the nth request from the original IKE initiator, the corresponding response, the nth request from the original IKE responder, and the corresponding response. If the two ends make a very different number of requests, the Message IDs in the two directions can be very different. There is no ambiguity in the messages, however, because the Initiator and Response flags in the message header specify which of the four messages a particular one is.
それは開始要求と、それはもう一方の端からの要求に見ることを期待次の1のために使用される次の1：IKEセキュリティアソシエーション内の各エンドポイントは、二つの「現在」メッセージIDを維持します。リクエストが生成され、受信されるように、これらのカウンタはインクリメント。応答は常に、対応する要求と同じメッセージIDが含まれています。元のIKE開始からn番目の要求、対応する応答、元のIKEレスポンダからn番目の要求、及び対応する応答：それは最初の交換の後、各整数nは4つの別個のメッセージ内のメッセージIDとして表示されることを意味します。両端はリクエストの非常に異なる数を作る場合は、二方向のメッセージIDは非常に異なる可能性があります。イニシエータおよび応答フラグがメッセージヘッダに特定のものである4つのメッセージのどちらを指定するためのメッセージには曖昧さは、しかし、存在しません。
Throughout this document, "initiator" refers to the party who initiated the exchange being described. The "original initiator" always refers to the party who initiated the exchange that resulted in the current IKE SA. In other words, if the "original responder" starts rekeying the IKE SA, that party becomes the "original initiator" of the new IKE SA.
本書では、「イニシエータ」が記述されている交換を開始した当事者を指します。 「オリジナルのイニシエータは、」常に現在のIKE SAが生じ交換を開始した当事者を指します。 「オリジナルの応答者は、」IKE SAを再入力を開始する場合は、他の言葉では、その当事者は、新しいIKE SAの「元イニシエータ」になります。
Note that Message IDs are cryptographically protected and provide protection against message replays. In the unlikely event that Message IDs grow too large to fit in 32 bits, the IKE SA MUST be closed or rekeyed.
メッセージIDが暗号で保護されていることに注意してくださいとメッセージリプレイに対する保護を提供します。メッセージIDは32ビットに収まるように大きくなりすぎていること万一、IKE SAは、閉じたりリキーしなければなりません。
The SET_WINDOW_SIZE notification asserts that the sending endpoint is capable of keeping state for multiple outstanding exchanges, permitting the recipient to send multiple requests before getting a response to the first. The data associated with a SET_WINDOW_SIZE notification MUST be 4 octets long and contain the big endian representation of the number of messages the sender promises to keep. The window size is always one until the initial exchanges complete.
SET_WINDOW_SIZE通知が送付終点が最初に応答を取得する前に複数の要求を送信するために受信者を許可、複数の未交換のための状態を維持することが可能であることを主張します。 SET_WINDOW_SIZE通知に関連付けられたデータは、4つのオクテットの長さでかつ送信者が維持することを約束するメッセージの数のビッグエンディアン表現を含まなければなりません。ウィンドウサイズは、常に完全な初期交換するまで1です。
An IKE endpoint MUST wait for a response to each of its messages before sending a subsequent message unless it has received a SET_WINDOW_SIZE Notify message from its peer informing it that the peer is prepared to maintain state for multiple outstanding messages in order to allow greater throughput.
IKE終点は、ピアがより大きなスループットを可能にするために複数の未処理のメッセージの状態を維持するために準備されていることを通知するピアからのメッセージを通知SET_WINDOW_SIZEを受けていない限り、後続のメッセージを送信する前に、そのメッセージのそれぞれに対する応答を待たなければなりません。
After an IKE SA is set up, in order to maximize IKE throughput, an IKE endpoint MAY issue multiple requests before getting a response to any of them, up to the limit set by its peer's SET_WINDOW_SIZE. These requests may pass one another over the network. An IKE endpoint MUST be prepared to accept and process a request while it has a request outstanding in order to avoid a deadlock in this situation. An IKE endpoint may also accept and process multiple requests while it has a request outstanding.
IKE SAが設定された後、IKEのスループットを最大にするために、IKE終点は、そのピアのSET_WINDOW_SIZEによって設定された上限まで、それらのいずれかへの応答を取得する前に複数の要求を発行することができます。これらの要求は、ネットワークを介して互いを渡すことができます。 IKE終点は受け入れ、それがこのような状況でデッドロックを回避するために、未処理の要求を持っていながら、要求を処理するために準備しなければなりません。それは未処理の要求を持っていながら、IKE終点はまた、複数の要求を受け入れ、処理することができます。
An IKE endpoint MUST NOT exceed the peer's stated window size for transmitted IKE requests. In other words, if the responder stated its window size is N, then when the initiator needs to make a request X, it MUST wait until it has received responses to all requests up through request X-N. An IKE endpoint MUST keep a copy of (or be able to regenerate exactly) each request it has sent until it receives the corresponding response. An IKE endpoint MUST keep a copy of (or be able to regenerate exactly) the number of previous responses equal to its declared window size in case its response was lost and the initiator requests its retransmission by retransmitting the request.
IKE終点は、送信IKE要求のためにピアの述べたウィンドウサイズを超えてはなりません。応答者がそのウィンドウサイズがNで述べられている場合、イニシエータは要求Xを作るために必要がある場合、それは要求X-Nを介してすべての要求に対する応答を受信するまで、換言すれば、そして、それは待たなければなりません。 IKE終点は、それが対応する応答を受信するまで、それが送信した各要求のコピーを保存（または正確に再生することができる）しなければなりません。 IKE終点はのコピーを保持（または正確に再生することができる）、その応答が失われた場合、その宣言のウィンドウサイズに等しい前の応答の数をイニシエータは要求を再送信することによって、その再送を要求しなければなりません。
An IKE endpoint supporting a window size greater than one ought to be capable of processing incoming requests out of order to maximize performance in the event of network failures or packet reordering.
一つはネットワーク障害またはパケット並べ替えのイベントでパフォーマンスを最大化するための外着信要求を処理することが可能であるべきであるよりも大きなウィンドウサイズをサポートIKE終点。
The window size is normally a (possibly configurable) property of a particular implementation, and is not related to congestion control (unlike the window size in TCP, for example). In particular, what the responder should do when it receives a SET_WINDOW_SIZE notification containing a smaller value than is currently in effect is not defined. Thus, there is currently no way to reduce the window size of an existing IKE SA; you can only increase it. When rekeying an IKE SA, the new IKE SA starts with window size 1 until it is explicitly increased by sending a new SET_WINDOW_SIZE notification.
ウィンドウサイズは、通常、特定の実装の（おそらく設定）性であり、そして（例えば、TCPにおけるウィンドウサイズとは異なり）、輻輳制御に関連しません。それが定義されていない現在有効であるよりも小さい値を含むSET_WINDOW_SIZE通知を受信したとき、特に、応答者は何をすべき。このように、既存のIKE SAのウィンドウのサイズを小さくする方法はありません。あなたはそれを増やすことができます。 IKE SAを再入力すると、それが明示的に新しいSET_WINDOW_SIZE通知を送信することにより増加されるまで、新しいIKE SAは、ウィンドウサイズ1から始まります。
The INVALID_MESSAGE_ID notification is sent when an IKE Message ID outside the supported window is received. This Notify message MUST NOT be sent in a response; the invalid request MUST NOT be acknowledged. Instead, inform the other side by initiating an INFORMATIONAL exchange with Notification data containing the four-octet invalid Message ID. Sending this notification is OPTIONAL, and notifications of this type MUST be rate limited.
サポートされている窓の外のIKEメッセージIDを受信したときINVALID_MESSAGE_ID通知が送信されます。この通知メッセージは、応答を送ってはいけません。無効な要求を認めてはなりません。代わりに、4オクテットの無効なメッセージIDを含む通知データとINFORMATIONAL交換を開始することにより、他の側に通知します。この通知を送信するオプションで、このタイプの通知は、レート制限しなければなりません。
An IKE endpoint is allowed to forget all of its state associated with an IKE SA and the collection of corresponding Child SAs at any time. This is the anticipated behavior in the event of an endpoint crash and restart. It is important when an endpoint either fails or reinitializes its state that the other endpoint detect those conditions and not continue to waste network bandwidth by sending packets over discarded SAs and having them fall into a black hole.
IKE終点は、IKE SAといつでも子供のSAを対応のコレクションに関連付けられ、その状態のすべてを忘れるために許可されています。これは、エンドポイントのクラッシュと再起動が発生した場合に予想される動作です。エンドポイントの状態が失敗した場合や再初期化のいずれかの場合には、他のエンドポイントが破棄されたSA上でパケットを送信し、それらがブラックホールに落ちたことで、ネットワークの帯域幅を浪費し続け、それらの条件を検出しないことが重要です。
The INITIAL_CONTACT notification asserts that this IKE SA is the only IKE SA currently active between the authenticated identities. It MAY be sent when an IKE SA is established after a crash, and the recipient MAY use this information to delete any other IKE SAs it has to the same authenticated identity without waiting for a timeout. This notification MUST NOT be sent by an entity that may be replicated (e.g., a roaming user's credentials where the user is allowed to connect to the corporate firewall from two remote systems at the same time). The INITIAL_CONTACT notification, if sent, MUST be in the first IKE_AUTH request or response, not as a separate exchange afterwards; receiving parties MAY ignore it in other messages.
INITIAL_CONTACT通知は、このIKE SAが認証されたアイデンティティの間、現在アクティブな唯一のIKE SAであると主張しています。 IKE SAがクラッシュした後に確立されたときに送信され、受信者は、それがタイムアウトを待たずに同じ認証されたアイデンティティに持っている他のIKE SAを削除するには、この情報を使用することができます。この通知は、複製することができるエンティティによって送信されてはいけません（例えば、ユーザは同時に2つのリモートシステムから企業のファイアウォールに接続するために許可されているローミングユーザの資格）。 INITIAL_CONTACT通知は、送信された場合、最初のIKE_AUTH要求または応答ではなく、その後、別の交換のようでなければなりません。受信当事者は、他のメッセージでそれを無視するかもしれません。
Since IKE is designed to operate in spite of DoS attacks from the network, an endpoint MUST NOT conclude that the other endpoint has failed based on any routing information (e.g., ICMP messages) or IKE messages that arrive without cryptographic protection (e.g., Notify messages complaining about unknown SPIs). An endpoint MUST conclude that the other endpoint has failed only when repeated attempts to contact it have gone unanswered for a timeout period or when a cryptographically protected INITIAL_CONTACT notification is received on a different IKE SA to the same authenticated identity. An endpoint should suspect that the other endpoint has failed based on routing information and initiate a request to see whether the other endpoint is alive. To check whether the other side is alive, IKE specifies an empty INFORMATIONAL message that (like all IKE requests) requires an acknowledgement (note that within the context of an IKE SA, an "empty" message consists of an IKE header followed by an Encrypted payload that contains no payloads). If a cryptographically protected (fresh, i.e., not retransmitted) message has been received from the other side recently, unprotected Notify messages MAY be ignored. Implementations MUST limit the rate at which they take actions based on unprotected messages.
IKEは、ネットワークからのDoS攻撃にもかかわらず動作するように設計されているため、エンドポイントが他のエンドポイントが暗号保護なしで到着した任意のルーティング情報（例えば、ICMPメッセージ）やIKEメッセージに基づいて失敗したと結論付けてはならない（例えば、メッセージを通知します）、未知のSPI不満。エンドポイントは、それがタイムアウト期間未回答行っているか、暗号で保護さINITIAL_CONTACT通知が同じ認証されたIDに別のIKE SA上で受信されたときに連絡する試みを繰り返したときに、他のエンドポイントのみが故障していると結論しなければなりません。エンドポイントは、他のエンドポイントがルーティング情報に基づいて失敗し、他のエンドポイントが生きているかどうかを確認するための要求を開始したことを疑う必要があります。他方の側が生きているかどうかを確認するために、IKE（すべてのIKE要求のような）肯定応答（IKE SAの文脈内で、「空」のメッセージが暗号化され、続いてIKEヘッダで構成されていることに注意を要する空情報メッセージを指定します何のペイロードが含まれていないペイロード）。暗号で保護（新鮮な、すなわち、再送されない）メッセージは、最近、他の側から受信された場合は、保護されていない通知メッセージは無視してもよいです。実装は、彼らが保護されていないメッセージに基づいて行動を取る速度を制限しなければなりません。
The number of retries and length of timeouts are not covered in this specification because they do not affect interoperability. It is suggested that messages be retransmitted at least a dozen times over a period of at least several minutes before giving up on an SA, but different environments may require different rules. To be a good network citizen, retransmission times MUST increase exponentially to avoid flooding the network and making an existing congestion situation worse. If there has only been outgoing traffic on all of the SAs associated with an IKE SA, it is essential to confirm liveness of the other endpoint to avoid black holes. If no cryptographically protected messages have been received on an IKE SA or any of its Child SAs recently, the system needs to perform a liveness check in order to prevent sending messages to a dead peer. (This is sometimes called "dead peer detection" or "DPD", although it is really detecting live peers, not dead ones.) Receipt of a fresh cryptographically protected message on an IKE SA or any of its Child SAs ensures liveness of the IKE SA and all of its Child SAs. Note that this places requirements on the failure modes of an IKE endpoint. An implementation needs to stop sending over any SA if some failure prevents it from receiving on all of the associated SAs. If a system creates Child SAs that can fail independently from one another without the associated IKE SA being able to send a delete message, then the system MUST negotiate such Child SAs using separate IKE SAs.
彼らは相互運用性に影響しないため、再試行とタイムアウトの長さの数は、この仕様でカバーされていません。メッセージがSAをあきらめる前に、少なくとも数分間にわたって少なくとも12回を再送することが示唆されていますが、異なる環境では異なるルールが必要な場合があります。良いネットワーク市民であるためには、再送回数は、ネットワークをフラッディングし、既存の混雑状況が悪化することを避けるために指数関数的に増加しなければなりません。唯一のIKE SAに関連付けられたSAのすべての発信トラフィックがあった場合、ブラックホールを避けるために、他のエンドポイントの生存性を確認することが不可欠です。何の暗号化によって保護されたメッセージは、最近、IKE SAまたはその子のSAのいずれかで受信されていない場合は、システムが死んだピアへのメッセージ送信を防止するために、生存性チェックを実行する必要があります。 （それは本当にライブピア、死んでいないものを検出しているが、これは時々、「デッドピア検出」または「DPD」と呼ばれている。）、IKE SAまたはその子のいずれかの新鮮な暗号で保護されたメッセージの受信は、SAはIKEの生存性を保証しますSAとその子のSAのすべて。これはIKE終点の故障モードの要件を課すことに注意してください。いくつかの障害が関連するSAの全てに受信できない場合、実装はどんなSAの上送信を停止する必要があります。システムは、関連するIKE SAが削除メッセージを送信できず、互いに独立して失敗する可能性があり子SAを作成する場合、システムは、別個のIKE SAを使用してこのような子SAをネゴシエートする必要があります。
There is a DoS attack on the initiator of an IKE SA that can be avoided if the initiator takes the proper care. Since the first two messages of an SA setup are not cryptographically protected, an attacker could respond to the initiator's message before the genuine responder and poison the connection setup attempt. To prevent this, the initiator MAY be willing to accept multiple responses to its first message, treat each as potentially legitimate, respond to it, and then discard all the invalid half-open connections when it receives a valid cryptographically protected response to any one of its requests. Once a cryptographically valid response is received, all subsequent responses should be ignored whether or not they are cryptographically valid.
イニシエータが適切なケアを取る場合に回避することができるIKE SAのイニシエータのDoS攻撃があります。 SAのセットアップの最初の二つのメッセージが暗号で保護されていないので、攻撃者が本物の応答の前にイニシエータのメッセージに応答し、接続設定の試みに毒を入れることができます。それはのいずれかへの有効な暗号で保護応答を受信したときにこれを防ぐために、イニシエータは、その最初のメッセージに複数の応答を受け入れる各潜在的に合法的な治療、それに反応して、すべての無効なハーフオープン接続を破棄することをいとわないかもしれませんその要求。暗号的に有効な応答が受信されると、後続のすべての応答が、彼らは暗号的に有効であるかどうかを無視する必要があります。
Note that with these rules, there is no reason to negotiate and agree upon an SA lifetime. If IKE presumes the partner is dead, based on repeated lack of acknowledgement to an IKE message, then the IKE SA and all Child SAs set up through that IKE SA are deleted.
これらの規則で、SAライフタイム時に交渉し、合意する理由はないことに注意してください。 IKEは、パートナーがIKEメッセージに対する確認応答を繰り返し不足に基づいて、死んでいる前提とした場合、IKE SAとすべての子SAが削除されるIKE SAを使用して設定しました。
An IKE endpoint may at any time delete inactive Child SAs to recover resources used to hold their state. If an IKE endpoint chooses to delete Child SAs, it MUST send Delete payloads to the other end notifying it of the deletion. It MAY similarly time out the IKE SA. Closing the IKE SA implicitly closes all associated Child SAs. In this case, an IKE endpoint SHOULD send a Delete payload indicating that it has closed the IKE SA unless the other endpoint is no longer responding.
IKE終点はいつでもその状態を保持するために使用されるリソースを回復するために、非アクティブな子SAを削除することができます。 IKE終点は子SAを削除することを選択した場合、それは削除のそれを通知するもう一方の端に削除ペイロードを送らなければなりません。それは同様にIKE SAをタイムアウトする場合があります。 IKE SAを閉じると、暗黙的に関連付けられているすべての子SAを閉じます。この場合に、IKE終点は他の終点がもはや応答しない限り、IKE SAを閉じていないことを示す削除ペイロードを送信すべきです。
This document describes version 2.0 of IKE, meaning the major version number is 2 and the minor version number is 0. This document is a replacement for [IKEV2]. It is likely that some implementations will want to support version 1.0 and version 2.0, and in the future, other versions.
このドキュメントでは、メジャーバージョン番号が2であり、マイナーバージョン番号は0です。このドキュメントは[IKEv2の]の交換であることを意味、IKEのバージョン2.0について説明します。いくつかの実装は、バージョン1.0とバージョン2.0をサポートしたいと思う可能性があり、将来的には、他のバージョン。
The major version number should be incremented only if the packet formats or required actions have changed so dramatically that an older version node would not be able to interoperate with a newer version node if it simply ignored the fields it did not understand and took the actions specified in the older specification. The minor version number indicates new capabilities, and MUST be ignored by a node with a smaller minor version number, but used for informational purposes by the node with the larger minor version number. For example, it might indicate the ability to process a newly defined Notify message type. The node with the larger minor version number would simply note that its correspondent would not be able to understand that message and therefore would not send it.
メジャーバージョン番号は、パケットのフォーマットや必要なアクションがとても劇的それは単にそれが理解していなかったのフィールドを無視し、指定されたアクションを取った場合、古いバージョンのノードは、新しいバージョンのノードと相互運用することができないであろうことを変更した場合にのみ、インクリメントされなければなりません古い仕様インチマイナーバージョン番号は、新しい機能を示しており、小さなマイナーバージョン番号を持つノードによって無視されますが、大きなマイナーバージョン番号を持つノードによって情報の目的のために使用しなければなりません。例えば、新たに通知定義されたメッセージタイプを処理する能力を示すかもしれません。大きなマイナーバージョン番号を持つノードは、単にその通信員は、そのメッセージを理解することはできませんので、それを送信しないことに注意します。
If an endpoint receives a message with a higher major version number, it MUST drop the message and SHOULD send an unauthenticated Notify message of type INVALID_MAJOR_VERSION containing the highest (closest) version number it supports. If an endpoint supports major version n, and major version m, it MUST support all versions between n and m. If it receives a message with a major version that it supports, it MUST respond with that version number. In order to prevent two nodes from being tricked into corresponding with a lower major version number than the maximum that they both support, IKE has a flag that indicates that the node is capable of speaking a higher major version number.
エンドポイントが高いメジャーバージョン番号を持つメッセージを受信した場合、それはメッセージを削除する必要があり、それがサポートする最高の（最も近い）バージョン番号を含む型INVALID_MAJOR_VERSIONの認証されていない通知メッセージを送信する必要があります。エンドポイントは、主要なバージョンn、およびメジャーバージョンメートルをサポートしている場合、それはnとmの間のすべてのバージョンをサポートしなければなりません。それはそれがサポートするメジャーバージョンとのメッセージを受信した場合、それはそのバージョン番号で応じなければなりません。彼らは両方のサポートは、IKEは、ノードがより高いメジャーバージョン番号を話すことが可能であることを示すフラグを有していることが最大値よりも低いメジャーバージョン番号に対応するようにだまされるの二つのノードを防止するために。
Thus, the major version number in the IKE header indicates the version number of the message, not the highest version number that the transmitter supports. If the initiator is capable of speaking versions n, n+1, and n+2, and the responder is capable of speaking versions n and n+1, then they will negotiate speaking n+1, where the initiator will set a flag indicating its ability to speak a higher version. If they mistakenly (perhaps through an active attacker sending error messages) negotiate to version n, then both will notice that the other side can support a higher version number, and they MUST break the connection and reconnect using version n+1.
したがって、IKEヘッダ内のメジャーバージョン番号がメッセージではなく、送信機がサポートする最も高いバージョン番号のバージョン番号を示します。開始剤が2 +のバージョンを話すことができるN、N + 1、およびnは、レスポンダは、バージョンを話すことが可能であり、nおよびn + 1の場合、それらは、イニシエータが示すフラグをセットするに言えば、N + 1を、ネゴシエートします上位バージョンを話す能力。彼らは誤っ（おそらくエラーメッセージを送信する活発な攻撃者を介して）バージョンnに交渉する場合は、両方のは、他の側がより高いバージョン番号をサポートすることができ、それらは接続を切断し、バージョンN + 1を使用して再接続しなければならないことに気付くであろう。
Note that IKEv1 does not follow these rules, because there is no way in v1 of noting that you are capable of speaking a higher version number. So an active attacker can trick two v2-capable nodes into speaking v1. When a v2-capable node negotiates down to v1, it should note that fact in its logs.
あなたが高いバージョン番号を話すことができることに注目のV1における方法がないためIKEv1のは、これらの規則に従わないことに注意してください。だから、アクティブな攻撃者は、V1を話すに2 v2の対応ノードをだますことができます。 v2の対応のノードがV1まで交渉すると、そのログにその事実を注意してください。
Also, for forward compatibility, all fields marked RESERVED MUST be set to zero by an implementation running version 2.0, and their content MUST be ignored by an implementation running version 2.0 ("Be conservative in what you send and liberal in what you receive" [IP]). In this way, future versions of the protocol can use those fields in a way that is guaranteed to be ignored by implementations that do not understand them. Similarly, payload types that are not defined are reserved for future use; implementations of a version where they are undefined MUST skip over those payloads and ignore their contents.
また、前方互換性のために、すべてのフィールドは、[RESERVEDは、バージョン2.0を実行して、実装によってゼロに設定しなければならなくて、その内容は、（「あなたが受け取るものにあなたが送るものに保守的でリベラルう」バージョン2.0を実行している実装によって無視されなければならないマークIP]）。このように、プロトコルの将来のバージョンでは、それらを理解していないの実装によって無視されることが保証されるように、これらのフィールドを使用することができます。同様に、定義されていないペイロードタイプは、将来の使用のために予約されています。彼らはそれらのペイロードをスキップし、その内容を無視しなければなりません定義されていないバージョンの実装。
IKEv2 adds a "critical" flag to each payload header for further flexibility for forward compatibility. If the critical flag is set and the payload type is unrecognized, the message MUST be rejected and the response to the IKE request containing that payload MUST include a Notify payload UNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOAD, indicating an unsupported critical payload was included. In that Notify payload, the notification data contains the one-octet payload type. If the critical flag is not set and the payload type is unsupported, that payload MUST be ignored. Payloads sent in IKE response messages MUST NOT have the critical flag set. Note that the critical flag applies only to the payload type, not the contents. If the payload type is recognized, but the payload contains something that is not (such as an unknown transform inside an SA payload, or an unknown Notify Message Type inside a Notify payload), the critical flag is ignored.
IKEv2のは、前方互換性のために更なる柔軟性を各ペイロードヘッダに「クリティカル」フラグを付加します。重要なフラグが設定され、ペイロードタイプが認識されている場合、メッセージは拒否され、ペイロードがサポートされていない重要なペイロードが含まれたことを示す、通知ペイロードUNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOADを含まなければならないことを含むIKE要求に応答しなければなりません。その通知ペイロードに、通知データは、1オクテットのペイロードタイプを含んでいます。重要なフラグが設定され、ペイロードタイプがサポートされていないされていない場合は、そのペイロードは無視しなければなりません。 IKE応答メッセージで送信されたペイロードは、重要なフラグが設定されていてはなりません。重要なフラグだけペイロードタイプではなく、内容に適用されることに注意してください。ペイロードタイプは、（例えば、未知として通知ペイロード内のメッセージタイプを通知SAペイロード、または未知の内側に変換）認識したが、ペイロードがないものが含まれている場合は、重要なフラグは無視されます。
Although new payload types may be added in the future and may appear interleaved with the fields defined in this specification, implementations SHOULD send the payloads defined in this specification in the order shown in the figures in Sections 1 and 2; implementations MUST NOT reject as invalid a message with those payloads in any other order.
新しいペイロードタイプは、将来的に添加されてもよく、本明細書で定義されたフィールドと交互見えるかもしれないが、実装はセクション1および2の図に示すために、この仕様で定義されたペイロードを送信すべきです。実装は、他の順序でそれらのペイロードを持つ無効なメッセージとして拒否してはなりません。
The initial two eight-octet fields in the header, called the "IKE SPIs", are used as a connection identifier at the beginning of IKE packets. Each endpoint chooses one of the two SPIs and MUST choose them so as to be unique identifiers of an IKE SA. An SPI value of zero is special: it indicates that the remote SPI value is not yet known by the sender.
「IKEのSPI」と呼ばれるヘッダの最初の2つの8オクテットフィールドは、IKEパケットの始めに接続識別子として使用されます。各エンドポイントは、2つのSPIのいずれかを選択し、IKE SAのユニークな識別子になるようにそれらを選択する必要があります。ゼロのSPI値は特別です：それは、リモートSPI値がまだ送信者によって知られていないことを示しています。
Incoming IKE packets are mapped to an IKE SA only using the packet's SPI, not using (for example) the source IP address of the packet.
着信IKEパケットは、唯一ではない（例えば）パケットの送信元IPアドレスを使用して、パケットのSPIを使用して、IKE SAにマッピングされます。
Unlike ESP and AH where only the recipient's SPI appears in the header of a message, in IKE the sender's SPI is also sent in every message. Since the SPI chosen by the original initiator of the IKE SA is always sent first, an endpoint with multiple IKE SAs open that wants to find the appropriate IKE SA using the SPI it assigned must look at the Initiator flag in the header to determine whether it assigned the first or the second eight octets.
のみ受信者のSPIは、メッセージのヘッダーに表示されるESPとAHとは異なり、IKEに送信者のSPIはまた、すべてのメッセージで送信されます。 IKE SAの元のイニシエータによって選択されたSPIが常に最初に送信されるので、それが割り当てられたSPIを使用して適切なIKE SAを検索したい複数のIKE SAのオープンとエンドポイントは、それかどうかを決定するために、ヘッダ内のイニシエータフラグを見なければなりません第一または第二の8つのオクテットを割り当て。
In the first message of an initial IKE exchange, the initiator will not know the responder's SPI value and will therefore set that field to zero. When the IKE_SA_INIT exchange does not result in the creation of an IKE SA due to INVALID_KE_PAYLOAD, NO_PROPOSAL_CHOSEN, or COOKIE (see Section 2.6), the responder's SPI will be zero also in the response message. However, if the responder sends a non-zero responder SPI, the initiator should not reject the response for only that reason.
初期のIKE交換の最初のメッセージでは、イニシエータはレスポンダのSPI値を知らないであろう、従ってゼロにそのフィールドを設定します。 IKE_SA_INIT交換は（2.6節を参照）によりINVALID_KE_PAYLOAD、NO_PROPOSAL_CHOSEN、またはCOOKIEにIKE SAの作成にはなりません場合は、応答者のSPIはまた、応答メッセージにはゼロになります。応答者が非ゼロ応答SPIを送る場合は、イニシエータはその理由のための応答を拒否してはなりません。
Two expected attacks against IKE are state and CPU exhaustion, where the target is flooded with session initiation requests from forged IP addresses. These attacks can be made less effective if a responder uses minimal CPU and commits no state to an SA until it knows the initiator can receive packets at the address from which it claims to be sending them.
IKEに対する二つの期待の攻撃は、ターゲットが偽造IPアドレスからのセッション開始要求が殺到している状態とCPU疲労困憊、です。応答者は、最小限のCPUを使用し、それは、イニシエータが、それはそれらを送信するために主張するからアドレスにパケットを受信することができます知っているまで、SAに何の状態をコミットしない場合、これらの攻撃はあまり効果的にすることができます。
When a responder detects a large number of half-open IKE SAs, it SHOULD reply to IKE_SA_INIT requests with a response containing the COOKIE notification. The data associated with this notification MUST be between 1 and 64 octets in length (inclusive), and its generation is described later in this section. If the IKE_SA_INIT response includes the COOKIE notification, the initiator MUST then retry the IKE_SA_INIT request, and include the COOKIE notification containing the received data as the first payload, and all other payloads unchanged. The initial exchange will then be as follows:
レスポンダはハーフオープンIKE SAの多数を検出すると、クッキーの通知を含む応答でIKE_SA_INIT要求に応答すべきです。この通知に関連したデータの長さ（両端を含む）で1〜64オクテットでなければなりません、そしてその生成は、このセクションで後述します。 IKE_SA_INIT応答がCOOKIE通知が含まれている場合、イニシエータは、次に、IKE_SA_INIT要求を再試行し、そして不変の最初のペイロードとして受信したデータ、及び他の全てのペイロードを含むクッキーの通知を含まなければなりません。次のように最初の交換はその後、次のようになります。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR(A,0), SAi1, KEi, Ni -->
<-- HDR(A,0), N(COOKIE)
HDR(A,0), N(COOKIE), SAi1,
KEi, Ni -->
<-- HDR(A,B), SAr1, KEr,
Nr, [CERTREQ]
HDR(A,B), SK {IDi, [CERT,]
[CERTREQ,] [IDr,] AUTH,
SAi2, TSi, TSr} -->
<-- HDR(A,B), SK {IDr, [CERT,]
AUTH, SAr2, TSi, TSr}
The first two messages do not affect any initiator or responder state except for communicating the cookie. In particular, the message sequence numbers in the first four messages will all be zero and the message sequence numbers in the last two messages will be one. 'A' is the SPI assigned by the initiator, while 'B' is the SPI assigned by the responder.
最初の2件のメッセージがクッキーを通信するため以外の任意の開始剤または応答状態に影響を与えることはありません。具体的には、最初の4つのメッセージのメッセージシーケンス番号は、すべてゼロになり、最後の二つのメッセージのメッセージシーケンス番号は1となります。 「B」は応答者によって割り当てられたSPIである「A」は、イニシエータによって割り当てられたSPIです。
An IKE implementation can implement its responder cookie generation in such a way as to not require any saved state to recognize its valid cookie when the second IKE_SA_INIT message arrives. The exact algorithms and syntax used to generate cookies do not affect interoperability and hence are not specified here. The following is an example of how an endpoint could use cookies to implement limited DoS protection.
IKEの実装では、第二のIKE_SA_INITメッセージが到着したときにその有効なクッキーを認識するために、任意の保存された状態を必要としないような方法でその応答者クッキーの生成を実装することができます。クッキーを生成するのに使用される正確なアルゴリズムと構文は、相互運用性に影響を与えませんので、ここで指定されていません。以下は、エンドポイントが限定されたのDoS保護を実装するためにクッキーを使用することができる方法の一例です。
A good way to do this is to set the responder cookie to be:
これを行うには良い方法があることを、レスポンダクッキーを設定することです：
Cookie = <VersionIDofSecret> | Hash(Ni | IPi | SPIi | <secret>)
クッキー= <VersionIDofSecret> |ハッシュニッケル（Ni | IPI | SPII | <秘密>）
where <secret> is a randomly generated secret known only to the responder and periodically changed and | indicates concatenation. <VersionIDofSecret> should be changed whenever <secret> is regenerated. The cookie can be recomputed when the IKE_SA_INIT arrives the second time and compared to the cookie in the received message. If it matches, the responder knows that the cookie was generated since the last change to <secret> and that IPi must be the same as the source address it saw the first time. Incorporating SPIi into the calculation ensures that if multiple IKE SAs are being set up in parallel they will all get different cookies (assuming the initiator chooses unique SPIi's). Incorporating Ni in the hash ensures that an attacker who sees only message 2 can't successfully forge a message 3. Also, incorporating SPIi in the hash prevents an attacker from fetching one cookie from the other end, and then initiating many IKE_SA_INIT exchanges all with different initiator SPIs (and perhaps port numbers) so that the responder thinks that there are a lot of machines behind one NAT box that are all trying to connect.
|ここで、<秘密>応答者にのみ知られている、ランダムに生成された秘密があり、定期的に変更し、連結を示します。 <秘密>が再生成されるたびに、<VersionIDofSecret>変更する必要があります。クッキーは、IKE_SA_INITが二度目に到着したときに再計算し、受信したメッセージ内のクッキーと比較することができます。それが一致した場合、応答者は、IPI <秘密>へとその最後の変更は、それが初めて見たソースアドレスと同じでなければなりませんので、クッキーが生成されたことを知っています。計算にSPIIを組み込むことは、複数のIKE SAが並列に設定されている場合、彼らはすべての異なるクッキー（イニシエータを想定したが、独特のSPIIのを選択します）を取得することを保証します。ハッシュ中のNiを組み込むことのみメッセージ2を見て攻撃者がハッシュでSPIIを組み込む、また、メッセージ3を偽造できないようにすべてと多くのIKE_SA_INIT交換の他の端から1枚のクッキーをフェッチし、次に開始からの攻撃を防ぎ別のイニシエータのSPI（そしておそらくポート番号）レスポンダは、すべての接続しようとしている1つのNATボックスの背後にあるマシンがたくさんあると思うように。
If a new value for <secret> is chosen while there are connections in the process of being initialized, an IKE_SA_INIT might be returned with other than the current <VersionIDofSecret>. The responder in that case MAY reject the message by sending another response with a new cookie or it MAY keep the old value of <secret> around for a short time and accept cookies computed from either one. The responder should not accept cookies indefinitely after <secret> is changed, since that would defeat part of the DoS protection. The responder should change the value of <secret> frequently, especially if under attack.
<秘密>の新しい値を選択した場合は、初期化の過程での接続がある一方で、IKE_SA_INITは<VersionIDofSecret>現在以外で返送される可能性があります。その場合の応答者は、新しいクッキーを持つ別の応答を送信することにより、メッセージを拒否したり、それは短い時間のために周りの<秘密>の古い値を維持し、1のいずれかから計算されたクッキーを受け入れることができます。それは、DoS攻撃防御の一部を台無しにしてしまうので、応答者は、無期限に<秘密>が変更された後にクッキーを受け入れるべきではありません。レスポンダは、特に攻撃を受けた場合、頻繁に<秘密>の値を変更する必要があります。
When one party receives an IKE_SA_INIT request containing a cookie whose contents do not match the value expected, that party MUST ignore the cookie and process the message as if no cookie had been included; usually this means sending a response containing a new cookie. The initiator should limit the number of cookie exchanges it tries before giving up, possibly using exponential back-off. An attacker can forge multiple cookie responses to the initiator's IKE_SA_INIT message, and each of those forged cookie replies will cause two packets to be sent: one packet from the initiator to the responder (which will reject those cookies), and one response from responder to initiator that includes the correct cookie.
一方の当事者が内容期待値と一致していないクッキーを含むIKE_SA_INIT要求を受信した場合、その当事者は、クッキーを無視しなければなりませんし、クッキーが含まれていなかったかのようにメッセージを処理します。通常、これは新しいクッキーを含む応答を送信することを意味します。イニシエータは、それはおそらく指数バックオフを使用して、あきらめる前にしようとクッキー交換の回数を制限する必要があります。攻撃者は、イニシエータのIKE_SA_INITメッセージに複数のクッキー応答を偽造することができ、それらの鍛造クッキー回答のそれぞれは、2つのパケットが送信されます。（これらのクッキーを拒否されます）レスポンダにイニシエータからのパケットを、および応答から1つの応答正しいクッキーを含んでいるイニシエータ。
A note on terminology: the term "cookies" originates with Karn and Simpson [PHOTURIS] in Photuris, an early proposal for key management with IPsec, and it has persisted. The Internet Security Association and Key Management Protocol (ISAKMP) [ISAKMP] fixed message header includes two eight-octet fields called "cookies", and that syntax is used by both IKEv1 and IKEv2, although in IKEv2 they are referred to as the "IKE SPI" and there is a new separate field in a Notify payload holding the cookie.
用語に関する注記：用語「クッキー」カーンとPhoturisでシンプソン[PHOTURIS]、IPsecで鍵管理のための初期の提案を発信し、それが続いています。インターネットSecurity AssociationとKey Managementプロトコル（ISAKMP）[ISAKMP]固定メッセージヘッダは、「クッキー」と呼ばれる2つの8オクテットフィールドを含み、IKEv2の中で彼らは、「IKEと呼ばれているが、その構文は、IKEv1のとIKEv2の両方で使用されますSPIは、」クッキーを保持通知ペイロードで新しい別のフィールドがあります。
There are two common reasons why the initiator may have to retry the IKE_SA_INIT exchange: the responder requests a cookie or wants a different Diffie-Hellman group than was included in the KEi payload. If the initiator receives a cookie from the responder, the initiator needs to decide whether or not to include the cookie in only the next retry of the IKE_SA_INIT request, or in all subsequent retries as well.
イニシエータは、IKE_SA_INIT交換を再試行する必要があり、なぜ2つの共通の理由があります：レスポンダはクッキーを要求したり慶ペイロードに含まれていたよりも異なるのDiffie-Hellmanグループを望んでいます。イニシエータは、レスポンダからクッキーを受信した場合、イニシエータは、同様にIKE_SA_INIT要求の唯一の次の再試行中に、またはそれ以降のすべての再試行にクッキーを含めるかどうかを決定する必要があります。
If the initiator includes the cookie only in the next retry, one additional round trip may be needed in some cases. An additional round trip is needed also if the initiator includes the cookie in all retries, but the responder does not support this. For instance, if the responder includes the KEi payloads in cookie calculation, it will reject the request by sending a new cookie.
イニシエータは、次の再試行でのみクッキーが含まれている場合、一つの追加のラウンドトリップは、いくつかのケースで必要になる場合があります。追加の往復は、イニシエータがすべての再試行中にクッキーが含まれている場合にも必要とされているが、応答者はこの機能をサポートしていません。応答者がクッキーの計算における圭ペイロードが含まれている場合たとえば、それは新しいクッキーを送信することにより、要求を拒否します。
If both peers support including the cookie in all retries, a slightly shorter exchange can happen.
両方のピアがすべての再試行でクッキーを含めサポートしている場合は、わずかに短い交換が発生する可能性があります。
Initiator Responder
-----------------------------------------------------------
HDR(A,0), SAi1, KEi, Ni -->
<-- HDR(A,0), N(COOKIE)
HDR(A,0), N(COOKIE), SAi1, KEi, Ni -->
<-- HDR(A,0), N(INVALID_KE_PAYLOAD)
HDR(A,0), N(COOKIE), SAi1, KEi', Ni -->
<-- HDR(A,B), SAr1, KEr, Nr
Implementations SHOULD support this shorter exchange, but MUST NOT fail if other implementations do not support this shorter exchange.
実装は、この短い交換をサポートする必要がありますが、他の実装は、この短い交換をサポートしていない場合は失敗してはなりません。
The payload type known as "SA" indicates a proposal for a set of choices of IPsec protocols (IKE, ESP, or AH) for the SA as well as cryptographic algorithms associated with each protocol.
「SA」として知られているペイロードタイプは、SAのためのIPsecプロトコル（IKE、ESPまたはAH）の選択肢のセット、ならびに各プロトコルに関連付けられている暗号アルゴリズムのための提案を示しています。
An SA payload consists of one or more proposals. Each proposal includes one protocol. Each protocol contains one or more transforms -- each specifying a cryptographic algorithm. Each transform contains zero or more attributes (attributes are needed only if the Transform ID does not completely specify the cryptographic algorithm).
SAペイロードは、一の以上の提案で構成されています。各提案は1つのプロトコルが含まれています。暗号化アルゴリズムを指定する各 - 各プロトコルは、一つ以上の変換を含んでいます。それぞれは、ゼロ以上の属性（属性がトランスフォームIDが完全に暗号化アルゴリズムを指定していない場合にのみ必要とされている）が含まれて変換します。
This hierarchical structure was designed to efficiently encode proposals for cryptographic suites when the number of supported suites is large because multiple values are acceptable for multiple transforms. The responder MUST choose a single suite, which may be any subset of the SA proposal following the rules below.
この階層構造は、複数の値が複数の変換のために許容可能であるので、サポートされているスイートの数が多い場合に効率的に暗号化スイートのための提案をコードするように設計しました。レスポンダは、以下の規則以下SA提案の任意のサブセットであってもよい単一のスイートを選択する必要があります。
Each proposal contains one protocol. If a proposal is accepted, the SA response MUST contain the same protocol. The responder MUST accept a single proposal or reject them all and return an error. The error is given in a notification of type NO_PROPOSAL_CHOSEN.
各提案は、1つのプロトコルが含まれています。提案が受け入れられた場合、SA応答は、同じプロトコルを含まなければなりません。レスポンダは、単一の提案を受け入れるか、またはそれらすべてを拒否し、エラーを返さなければなりません。エラーは、タイプNO_PROPOSAL_CHOSENの通知に記載されています。
Each IPsec protocol proposal contains one or more transforms. Each transform contains a Transform Type. The accepted cryptographic suite MUST contain exactly one transform of each type included in the proposal. For example: if an ESP proposal includes transforms ENCR_3DES, ENCR_AES w/keysize 128, ENCR_AES w/keysize 256, AUTH_HMAC_MD5, and AUTH_HMAC_SHA, the accepted suite MUST contain one of the ENCR_ transforms and one of the AUTH_ transforms. Thus, six combinations are acceptable.
各IPsecプロトコルの提案は、一の以上の変換が含まれています。各トランスフォームタイプが含まれています変換します。受け入れられた暗号スイートは正確に一つの提案に含まれる各タイプの変換を含まなければなりません。例えば：ENCR_3DES、ENCR_AES 128をキーサイズ/ W、ENCR_AES 256、AUTH_HMAC_MD5、及びAUTH_HMAC_SHAをキーサイズ/ Wを変換ESPの提案が含まれている場合、受け入れられたスイートはENCR_変換の一方とAUTH_の変換を含まなければなりません。このように、6つの組み合わせが許容可能です。
If an initiator proposes both normal ciphers with integrity protection as well as combined-mode ciphers, then two proposals are needed. One of the proposals includes the normal ciphers with the integrity algorithms for them, and the other proposal includes all the combined-mode ciphers without the integrity algorithms (because combined-mode ciphers are not allowed to have any integrity algorithm other than "none").
イニシエータは、通常の完全性保護と暗号だけでなく、複合モード暗号の両方を提案している場合、2件の提案が必要とされています。提案の一つは、彼らのために整合性アルゴリズムで、通常の暗号を含み、かつ（複合モード暗号が「なし」以外の任意の整合性アルゴリズムを持つことが許されていないため）他の提案は、整合性アルゴリズムなく、すべての組み合わせモードの暗号が含ま。
IKE, ESP, and AH Security Associations use secret keys that should be used only for a limited amount of time and to protect a limited amount of data. This limits the lifetime of the entire Security Association. When the lifetime of a Security Association expires, the Security Association MUST NOT be used. If there is demand, new
IKE、ESP、およびAHセキュリティアソシエーションは、限られた時間のためにのみ使用されるべきであると限られた量のデータを保護するための秘密鍵を使用しています。これは、全体のセキュリティアソシエーションの有効期間を制限します。セキュリティアソシエーションのライフタイムの有効期限が切れると、セキュリティアソシエーションを使用してはいけません。新たな需要があれば、
Security Associations MAY be established. Reestablishment of Security Associations to take the place of ones that expire is referred to as "rekeying".
セキュリティアソシエーションを確立することができます。有効期限切れのものの場所を取るためにセキュリティアソシエーションの再確立が「再入力」と呼ばれています。
To allow for minimal IPsec implementations, the ability to rekey SAs without restarting the entire IKE SA is optional. An implementation MAY refuse all CREATE_CHILD_SA requests within an IKE SA. If an SA has expired or is about to expire and rekeying attempts using the mechanisms described here fail, an implementation MUST close the IKE SA and any associated Child SAs and then MAY start new ones. Implementations may wish to support in-place rekeying of SAs, since doing so offers better performance and is likely to reduce the number of packets lost during the transition.
最小限のIPsec実装を可能にするため、全体のIKE SAを再起動せずにSAのキーを再生成する機能はオプションです。実装は、IKE SA内のすべてのCREATE_CHILD_SA要求を拒否することができます。 SAの有効期限が過ぎ、ここで説明したメカニズムを使用して再入力する試みが失敗しようとしているしている場合、実装は、IKE SAと関連するすべての子のSAを閉じる必要がありますし、新しいものを始めることができます。実装はそうすることが、より良いパフォーマンスを提供し、移行の間に失われたパケットの数を削減する可能性があるため、SAのインプレース再入力をサポートすることを望むかもしれません。
To rekey a Child SA within an existing IKE SA, create a new, equivalent SA (see Section 2.17 below), and when the new one is established, delete the old one. Note that, when rekeying, the new Child SA SHOULD NOT have different Traffic Selectors and algorithms than the old one.
既存のIKE SA内の子SAキーを再生成するには、新しい、同等のSA（以下のセクション2.17を参照）を作成し、新しいものが確立されると、古いものを削除します。再入力する際に、新しい子SAが古いものと異なるトラフィックセレクタとアルゴリズムを持つべきではない、ということに注意してください。
To rekey an IKE SA, establish a new equivalent IKE SA (see Section 2.18 below) with the peer to whom the old IKE SA is shared using a CREATE_CHILD_SA within the existing IKE SA. An IKE SA so created inherits all of the original IKE SA's Child SAs, and the new IKE SA is used for all control messages needed to maintain those Child SAs. After the new equivalent IKE SA is created, the initiator deletes the old IKE SA, and the Delete payload to delete itself MUST be the last request sent over the old IKE SA.
、IKE SAをリキー新しい同等のIKE SAを確立するために、古いIKE SAは、既存のIKE SA内のCREATE_CHILD_SAを使用して共有されている人にピアと（セクション下の2.18を参照）。その作成されたIKE SAは、元のIKE SA・チャイルドSAの全てを継承し、新しいIKE SAは、それらの子SAを維持するために必要なすべての制御メッセージのために使用されています。新しい同等のIKE SAが作成された後、イニシエータは、古いIKE SAを削除し、自分自身を削除するには、[削除ペイロードは、古いIKE SAを介して送信される最後の要求でなければなりません。
SAs should be rekeyed proactively, i.e., the new SA should be established before the old one expires and becomes unusable. Enough time should elapse between the time the new SA is established and the old one becomes unusable so that traffic can be switched over to the new SA.
SAは古いものの有効期限が切れると使用できなくなる前に、すなわち、新しいSAが確立されるべきで、積極的にリキーしなければなりません。十分な時間は、トラフィックが新しいSAに切り替えることができるように、新しいSAが確立され、古いものが使用できなくなっている時間の間に経過する必要があります。
A difference between IKEv1 and IKEv2 is that in IKEv1 SA lifetimes were negotiated. In IKEv2, each end of the SA is responsible for enforcing its own lifetime policy on the SA and rekeying the SA when necessary. If the two ends have different lifetime policies, the end with the shorter lifetime will end up always being the one to request the rekeying. If an SA has been inactive for a long time and if an endpoint would not initiate the SA in the absence of traffic, the endpoint MAY choose to close the SA instead of rekeying it when its lifetime expires. It can also do so if there has been no traffic since the last time the SA was rekeyed.
IKEv1のとIKEv2の違いはIKEv1のSAのライフタイム中に交渉されたということです。 IKEv2のでは、SAの両端には、SAに、独自の有効期間ポリシーを施行し、必要な時にSAを再入力する責任があります。両端が異なる生涯ポリシーを持っている場合は、短い寿命の終わりには必ず再入力を要求する1になってしまうでしょう。 SAは、トラフィックが存在しない場合にSAを開始しませんエンドポイント長時間とあれば、非アクティブになっている場合、エンドポイントは、その寿命が満了したときにそれを再入力するのではなく、SAを閉じるために選ぶかもしれません。 SAがリキーされた前回トラフィックがなかった場合にも行うことができます。
Note that IKEv2 deliberately allows parallel SAs with the same Traffic Selectors between common endpoints. One of the purposes of this is to support traffic quality of service (QoS) differences among the SAs (see [DIFFSERVFIELD], [DIFFSERVARCH], and Section 4.1 of [DIFFTUNNEL]). Hence unlike IKEv1, the combination of the endpoints and the Traffic Selectors may not uniquely identify an SA between those endpoints, so the IKEv1 rekeying heuristic of deleting SAs on the basis of duplicate Traffic Selectors SHOULD NOT be used.
IKEv2が故意に共通のエンドポイント間で同じトラフィックセレクタと並列SAを可能にすることに留意されたいです。これの目的の一つは、（[DIFFSERVARCH]、および[DIFFTUNNEL]のセクション4.1、[DIFFSERVFIELD]参照）SAの間の差異をサービス（QoS）のトラフィックの品質をサポートすることです。したがってIKEv1のとは異なり、エンドポイントおよびトラフィックセレクタの組み合わせが一意にこれらのエンドポイント間でSAを識別しなくてもよいので、重複したトラフィックセレクタに基づいてSAを削除するのIKEv1のリキーヒューリスティックを使用しないでください。
There are timing windows -- particularly in the presence of lost packets -- where endpoints may not agree on the state of an SA. The responder to a CREATE_CHILD_SA MUST be prepared to accept messages on an SA before sending its response to the creation request, so there is no ambiguity for the initiator. The initiator MAY begin sending on an SA as soon as it processes the response. The initiator, however, cannot receive on a newly created SA until it receives and processes the response to its CREATE_CHILD_SA request. How, then, is the responder to know when it is OK to send on the newly created SA?
タイミングウィンドウがあります - エンドポイントがSAの状態に同意しないことがあり - 特に失われたパケットの存在下で。 CREATE_CHILD_SAへの応答は、作成要求に対する応答を送信する前にSAにメッセージを受け入れるように準備しなければなりませんので、イニシエータの曖昧さはありません。イニシエータは、すぐにそれが応答を処理としてSAに送信を開始するかもしれません。それはそのCREATE_CHILD_SA要求に対する応答を受信して処理するまで、開始剤は、しかし、新しく作成されたSAで受信することはできません。どのように、そして、新たに作成されたSAに送信するためにOKであるときを知るためにレスポンダがありますか？
From a technical correctness and interoperability perspective, the responder MAY begin sending on an SA as soon as it sends its response to the CREATE_CHILD_SA request. In some situations, however, this could result in packets unnecessarily being dropped, so an implementation MAY defer such sending.
技術的な正確性と相互運用性の観点から、応答者は、それが要求するCREATE_CHILD_にその応答を送信するとすぐにSAに送信を開始するかもしれません。いくつかの状況では、しかし、これは不必要にドロップされるパケットにつながる可能性があり、その実装は、このような送信を延期するかもしれません。
The responder can be assured that the initiator is prepared to receive messages on an SA if either (1) it has received a cryptographically valid message on the other half of the SA pair, or (2) the new SA rekeys an existing SA and it receives an IKE request to close the replaced SA. When rekeying an SA, the responder continues to send traffic on the old SA until one of those events occurs. When establishing a new SA, the responder MAY defer sending messages on a new SA until either it receives one or a timeout has occurred. If an initiator receives a message on an SA for which it has not received a response to its CREATE_CHILD_SA request, it interprets that as a likely packet loss and retransmits the CREATE_CHILD_SA request. An initiator MAY send a dummy ESP message on a newly created ESP SA if it has no messages queued in order to assure the responder that the initiator is ready to receive messages.
レスポンダは、イニシエータが、（1）それはSA対の他の半分に暗号有効なメッセージを受信した、または（2）新しいSAは、既存のSA、それをキー更新場合SAにメッセージを受信する用意があることを保証することができます置き換えSAをクローズするIKE要求を受信します。 SAを再入力すると、応答者はそれらのいずれかのイベントが発生するまで古いSAにトラフィックを送信し続けます。新しいSAを確立するとき、応答者はどちらかそれが1を受け取るか、タイムアウトが発生するまで、新しいSAにメッセージを送信延期するかもしれません。イニシエータは、そのCREATE_CHILD_SA要求に対する応答を受信しなかったためSAにメッセージを受信した場合、それはおそらくパケット損失としてそれを解釈し、CREATE_CHILD_SA要求を再送します。それは、イニシエータがメッセージを受信する準備ができていることをレスポンダを確保するためにキューに入れられたメッセージがない場合、イニシエータは、新しく作成されたESP SAにダミーESPメッセージを送信することができます。
If the two ends have the same lifetime policies, it is possible that both will initiate a rekeying at the same time (which will result in redundant SAs). To reduce the probability of this happening, the timing of rekeying requests SHOULD be jittered (delayed by a random amount of time after the need for rekeying is noticed).
両端が同じ寿命ポリシーを持っている場合、両方とも（冗長SAをもたらすであろう）を同時にキー更新を開始することが可能です。この出来事の確率を減らすために、キーの再発行要求のタイミングが（再入力の必要性が注目された後、時間のランダムな量だけ遅延）ジッターれるべきです。
This form of rekeying may temporarily result in multiple similar SAs between the same pairs of nodes. When there are two SAs eligible to receive packets, a node MUST accept incoming packets through either SA. If redundant SAs are created though such a collision, the SA created with the lowest of the four nonces used in the two exchanges SHOULD be closed by the endpoint that created it. "Lowest" means an octet-by-octet comparison (instead of, for instance, comparing the nonces as large integers). In other words, start by comparing the first octet; if they're equal, move to the next octet, and so on. If you reach the end of one nonce, that nonce is the lower one. The node that initiated the surviving rekeyed SA should delete the replaced SA after the new one is established.
リキーのこの形態は、一時的にノードの同一の対の間の複数の同様のSAをもたらすことができます。 2つのSAがパケットを受信する資格がある場合、ノードは、SAのいずれかを介して着信パケットを受け入れなければなりません。冗長SAがそのような衝突も作成されている場合、2回の交換に使用される4つのナンスの最低で作成されたSAは、それを作成したエンドポイントによって閉じられるべきです。 「最低」は、オクテット・バイ・オクテット比較（代わりに、例えば、大きな整数としてナンスを比較）を意味します。換言すれば、最初のオクテットを比較することによって開始。それらが等しい場合は、その次のオクテットに移動し、。あなたは1ナンスの最後に到達した場合、そのnonceが低く一つです。存続を開始したノードは、新しいものが確立された後にSAを交換SAを削除する必要がありリキー。
The following is an explanation on the impact this has on implementations. Assume that hosts A and B have an existing Child SA pair with SPIs (SPIa1,SPIb1), and both start rekeying it at the same time:
以下では、この実装に与える影響についての説明です。 A及びBは、のSPI（SPIa1、SPIb1）との既存の子SAのペアを有し、両方が同時にそれを再入力開始ホストと仮定する。
Host A Host B
-------------------------------------------------------------------
send req1: N(REKEY_SA,SPIa1),
SA(..,SPIa2,..),Ni1,.. -->
<-- send req2: N(REKEY_SA,SPIb1),
SA(..,SPIb2,..),Ni2
recv req2 <--
At this point, A knows there is a simultaneous rekeying happening. However, it cannot yet know which of the exchanges will have the lowest nonce, so it will just note the situation and respond as usual.
この時点で、Aは起こっ同時再入力があると知っています。しかし、それはまだ最低nonceを持つことになります交換のかを知ることができないので、それだけの状況に注意し、いつものように応答します。
send resp2: SA(..,SPIa3,..), Nr1,.. --> --> recv req1
> - - >のrecv REQ1 SA（..、SPIa3、...）、NR1、..：RESP2を送信
Now B also knows that simultaneous rekeying is going on. It responds as usual.
今、Bも同時再入力が起こっていることを知っています。それはいつものように応答します。
<-- send resp1: SA(..,SPIb3,..), Nr2,.. recv resp1 <-- --> recv resp2
< - resp1を送信：SA（..、SPIb3、...）、NR2を..のrecv resp1 < - - >のrecv RESP2
At this point, there are three Child SA pairs between A and B (the old one and two new ones). A and B can now compare the nonces. Suppose that the lowest nonce was Nr1 in message resp2; in this case, B (the sender of req2) deletes the redundant new SA, and A (the node that initiated the surviving rekeyed SA), deletes the old one.
この時点で、AとB（古いものと新しいもの2）との間に3子SAのペアがあります。 AとBは今ナンスを比較することができます。最低ノンスは、メッセージRESP2におけるNR1たと仮定する。この場合には、B（REQ2の送信者）は、冗長新しいSAを削除し、（存続がSAをリキー開始ノード）は、古いものを削除します。
send req3: D(SPIa1) --> <-- send req4: D(SPIb2) --> recv req3 <-- send resp3: D(SPIb1) recv req4 <-- send resp4: D(SPIa3) -->
REQ3を送信する：D（SPIa1） - > < - REQ4を送信する：D（SPIb2） - > RECV REQ3 < - resp3を送信する：D（SPIb1）のrecv REQ4 < - resp4を送信する：D（SPIa3） - >
The rekeying is now finished.
鍵の再生成が完了です。
However, there is a second possible sequence of events that can happen if some packets are lost in the network, resulting in retransmissions. The rekeying begins as usual, but A's first packet (req1) is lost.
しかし、いくつかのパケットを再送信して、その結果、ネットワーク内で失われた場合に発生するイベントの第二の可能なシーケンスがあります。鍵の再生成は、いつものように始まるが、（REQ1）Aの最初のパケットが失われています。
Host A Host B
-------------------------------------------------------------------
send req1: N(REKEY_SA,SPIa1),
SA(..,SPIa2,..),
Ni1,.. --> (lost)
<-- send req2: N(REKEY_SA,SPIb1),
SA(..,SPIb2,..),Ni2
recv req2 <--
send resp2: SA(..,SPIa3,..),
Nr1,.. -->
--> recv resp2
<-- send req3: D(SPIb1)
recv req3 <--
send resp3: D(SPIa1) -->
--> recv resp3
From B's point of view, the rekeying is now completed, and since it has not yet received A's req1, it does not even know that there was simultaneous rekeying. However, A will continue retransmitting the message, and eventually it will reach B.
ビューのBの観点から、キーの再発行が完了しました、そして、それはまだAさんREQ1を受信していないことから、それも同時再入力があったことを知りません。ただし、Aは、メッセージを再送続け、最終的にはそれがBに到達します
resend req1 --> --> recv req1
REQ1を再送 - > - >のrecv REQ1
To B, it looks like A is trying to rekey an SA that no longer exists; thus, B responds to the request with something non-fatal such as CHILD_SA_NOT_FOUND.
Aはもはや存在しないSAキーを再生成しようとしているようにBに、それが見えます。したがって、Bは、CHILD_SA_NOT_FOUNDとして致命的ではない何かで要求に応答します。
<-- send resp1: N(CHILD_SA_NOT_FOUND) recv resp1 <--
< - resp1を送信：N（CHILD_SA_NOT_FOUND）RECV resp1 < -
When A receives this error, it already knows there was simultaneous rekeying, so it can ignore the error message.
Aはこのエラーを受信した場合、それはすでに同時再入力があった知っているので、エラーメッセージを無視することができます。
Probably the most complex case occurs when both peers try to rekey the IKE_SA at the same time. Basically, the text in Section 2.8 applies to this case as well; however, it is important to ensure that the Child SAs are inherited by the correct IKE_SA.
両方のピアが同時にIKE_SAキーを再生成しようとすると、おそらく最も複雑なケースが発生します。基本的には、2.8節のテキストは、同様に、この場合にも適用されます。しかし、子供SAが正しいIKE_SAによって継承されていることを確認することが重要です。
The case where both endpoints notice the simultaneous rekeying works the same way as with Child SAs. After the CREATE_CHILD_SA exchanges, three IKE SAs exist between A and B: the old IKE SA and two new IKE SAs. The new IKE SA containing the lowest nonce SHOULD be deleted by the node that created it, and the other surviving new IKE SA MUST inherit all the Child SAs.
両方のエンドポイントが同時に鍵の変更に気づく場合は、子供のSAと同じように動作します。 CREATE_CHILD_SA交換した後、3つのIKE SAがAとBの間に存在する：古いIKE SAと二つの新しいIKE SAを。最低nonceを含む新しいIKE SAは、それを作成したノードによって削除されるべきであり、他の生き残り新しいIKE SAは、すべての子SAを継承しなければなりません。
In addition to normal simultaneous rekeying cases, there is a special case where one peer finishes its rekey before it even notices that other peer is doing a rekey. If only one peer detects a simultaneous rekey, redundant SAs are not created. In this case, when the peer that did not notice the simultaneous rekey gets the request to rekey the IKE SA that it has already successfully rekeyed, it SHOULD return TEMPORARY_FAILURE because it is an IKE SA that it is currently trying to close (whether or not it has already sent the delete notification for the SA). If the peer that did notice the simultaneous rekey gets the delete request from the other peer for the old IKE SA, it knows that the other peer did not detect the simultaneous rekey, and the first peer can forget its own rekey attempt.
通常の同時キーの再発行の場合に加えて、それも他のピアが再入力を行っていることに気付く前に、一方のピアは、その再入力を終了し、特殊な場合があります。唯一のピアが同時再入力を検出した場合は、冗長なSAが作成されません。現在（かどうかをクローズしようとしているIKE SAであるので、この場合、同時リキーが、それはすでに正常リキーたことIKE SAキーを再生成するための要求を取得気づかなかったピアは、それがTEMPORARY_FAILUREを返すべきそれはすでに）SAの削除通知が送信されました。同時リキーに気付かなかったピアが古いIKE SAのための他のピアからの削除要求を取得した場合、それは他のピアが同時再入力を検出しなかった、と最初のピアが自身の再入力の試みを忘れることができることを知っています。
Host A Host B
-------------------------------------------------------------------
send req1:
SA(..,SPIa1,..),Ni1,.. -->
<-- send req2: SA(..,SPIb1,..),Ni2,..
--> recv req1
<-- send resp1: SA(..,SPIb2,..),Nr2,..
recv resp1 <--
send req3: D() -->
--> recv req3
At this point, host B sees a request to close the IKE_SA. There's not much more to do than to reply as usual. However, at this point host B should stop retransmitting req2, since once host A receives resp3, it will delete all the state associated with the old IKE_SA and will not be able to reply to it.
この時点で、ホストBはIKE_SAを閉じるための要求を見ています。いつものように返信するよりも行うことがはるかにはありません。一度Aはresp3を受信するホストしかし、この時点で、ホストBで、REQ2を再送停止する必要があり、それは古いIKE_SAに関連するすべての状態を削除し、それに返信することはできません。
<-- send resp3: ()
< - resp3を送信します（）
The TEMPORARY_FAILURE notification was not included in RFC 4306, and support of the TEMPORARY_FAILURE notification is not negotiated.
TEMPORARY_FAILURE通知はRFC 4306には含まれていなかった、とTEMPORARY_FAILURE通知のサポートが交渉されていません。
Thus, older peers that implement RFC 4306 but not this document may receive these notifications. In that case, they will treat it the same as any other unknown error notification, and will stop the exchange. Because the other peer has already rekeyed the exchange, doing so does not have any ill effects.
このように、RFC 4306ではなく、この文書を実装する古いピアはこれらの通知を受け取ることができます。その場合には、彼らは他の不明なエラーの通知と同じ扱いになる、との交換を停止します。他のピアがすでに交換を再 - 合わせているので、そうしても、悪影響はありません。
Rekeying the IKE SA and reauthentication are different concepts in IKEv2. Rekeying the IKE SA establishes new keys for the IKE SA and resets the Message ID counters, but it does not authenticate the parties again (no AUTH or EAP payloads are involved).
鍵の変更IKE SAと再認証がIKEv2の中に異なる概念です。再キーイングIKE SAはIKE SAのための新しいキーを確立し、メッセージIDカウンタをリセットしますが、それは（ないAUTHまたはEAPペイロードが関与していない）、再びパーティーを認証しません。
Although rekeying the IKE SA may be important in some environments, reauthentication (the verification that the parties still have access to the long-term credentials) is often more important.
IKE SAを再入力すると、一部の環境では重要かもしれないが、再認証（当事者がまだ長期的な資格情報へのアクセス権を持っていることの検証）は、多くの場合、より重要です。
IKEv2 does not have any special support for reauthentication. Reauthentication is done by creating a new IKE SA from scratch (using IKE_SA_INIT/IKE_AUTH exchanges, without any REKEY_SA Notify payloads), creating new Child SAs within the new IKE SA (without REKEY_SA Notify payloads), and finally deleting the old IKE SA (which deletes the old Child SAs as well).
IKEv2のは、再認証のための特別なサポートがありません。再認証は、（REKEY_SAなしペイロードを通知）新しいIKE SA内に新しい子SAを作成し、最後に古いIKE SAを（削除、（ペイロードに通知任意REKEY_SAことなく、IKE_SA_INIT / IKE_AUTH交換を使用して）最初から新しいIKE SAを作成することによって行われています）だけでなく、古いチャイルドSAを削除します。
This means that reauthentication also establishes new keys for the IKE SA and Child SAs. Therefore, while rekeying can be performed more often than reauthentication, the situation where "authentication lifetime" is shorter than "key lifetime" does not make sense.
これは、再認証はまた、IKE SAと子SAの新しいキーを確立することを意味します。鍵の再生成を再認証よりも頻繁に実行することができつつ、「認証の有効期間は、」「キー寿命」よりも短くなっている状況では意味がありません。
While creation of a new IKE SA can be initiated by either party (initiator or responder in the original IKE SA), the use of EAP and/or Configuration payloads means in practice that reauthentication has to be initiated by the same party as the original IKE SA. IKEv2 does not currently allow the responder to request reauthentication in this case; however, there are extensions that add this functionality such as [REAUTH].
新しいIKE SAの作成がいずれかの当事者（元IKE SAのイニシエータまたはレスポンダー）、EAPおよび/または構成のペイロードを使用することによって開始することができますが、再認証は、元のIKEと同じパーティによって開始されなければならないことを実際に意味SA。 IKEv2のは現在、応答者が、この場合の再認証を要求することはできません。しかし、そのような[REAUTH]として、この機能を追加する拡張があります。
When an RFC4301-compliant IPsec subsystem receives an IP packet that matches a "protect" selector in its Security Policy Database (SPD), the subsystem protects that packet with IPsec. When no SA exists yet, it is the task of IKE to create it. Maintenance of a system's SPD is outside the scope of IKE, although some implementations might update their SPD in connection with the running of IKE (for an example scenario, see Section 1.1.3).
RFC4301準拠のIPsecサブシステムがそのセキュリティポリシーデータベース（SPD）にセレクタを「守る」と一致するIPパケットを受信すると、サブシステムは、IPsecでそのパケットを保護します。何のSAがまだ存在しない場合には、それを作成するためのIKEの作業です。いくつかの実装は、IKEの実行に関連して、それらのSPDを更新するかもしれないが、システムのSPDの維持は、IKEの範囲外である（例えばシナリオのため、セクション1.1.3を参照）。
Traffic Selector (TS) payloads allow endpoints to communicate some of the information from their SPD to their peers. These must be communicated to IKE from the SPD (for example, the PF_KEY API [PFKEY] uses the SADB_ACQUIRE message). TS payloads specify the selection criteria for packets that will be forwarded over the newly set up SA. This can serve as a consistency check in some scenarios to assure that the SPDs are consistent. In others, it guides the dynamic update of the SPD.
トラフィックセレクタ（TS）ペイロードは、エンドポイントが仲間に自分のSPDからの情報の一部を通信できるようにします。これらは、（例えば、PF_KEY APIは[PFKEY] SADB_ACQUIREメッセージを使用）SPDからIKEに伝達されなければなりません。 TSペイロードは、新たに設定SAを介して転送されるパケットの選択基準を指定します。これは、のSPDは一貫していることを保証するためにいくつかのシナリオでの一貫性チェックとしての役割を果たすことができます。他では、それはSPDの動的更新を案内します。
Two TS payloads appear in each of the messages in the exchange that creates a Child SA pair. Each TS payload contains one or more Traffic Selectors. Each Traffic Selector consists of an address range (IPv4 or IPv6), a port range, and an IP protocol ID.
二つのTSペイロードは子SAのペアを作成し、引き換えにメッセージのそれぞれに表示されます。各TSペイロードは、一つ以上のトラフィックセレクタが含まれています。各トラフィックセレクタは、アドレス範囲（IPv4またはIPv6）、ポート範囲、およびIPプロトコルIDから成ります。
The first of the two TS payloads is known as TSi (Traffic Selector-initiator). The second is known as TSr (Traffic Selector-responder). TSi specifies the source address of traffic forwarded from (or the destination address of traffic forwarded to) the initiator of the Child SA pair. TSr specifies the destination address of the traffic forwarded to (or the source address of the traffic forwarded from) the responder of the Child SA pair. For example, if the original initiator requests the creation of a Child SA pair, and wishes to tunnel all traffic from subnet 198.51.100.* on the initiator's side to subnet 192.0.2.* on the responder's side, the initiator would include a single Traffic Selector in each TS payload. TSi would specify the address range (198.51.100.0 - 198.51.100.255) and TSr would specify the address range (192.0.2.0 - 192.0.2.255). Assuming that proposal was acceptable to the responder, it would send identical TS payloads back.
2つのTSペイロードの最初のをTSi（トラフィックセレクタイニシエータ）として知られています。第二は、TSrを（トラフィックセレクタレスポンダ）として知られています。 TSIがから転送されたトラフィックの送信元アドレス（またはへ転送されたトラフィックの宛先アドレス）チャイルドSAペアの開始を指定します。 TSRはに転送されたトラフィック（又はから転送されたトラフィックの送信元アドレス）チャイルドSA対の応答の宛先アドレスを指定します。元イニシエータが子供SAペアの作成を要求し、トンネルにサブネット198.51.100からのすべてのトラフィックを希望する場合。*起動側192.0.2をサブネット化する。*応答者の側に例えば、イニシエータが含まれます各TSペイロード内の単一の交通セレクタ。 TSIがアドレス範囲（198.51.100.0 - 198.51.100.255）を指定することになるとTSRは、アドレス範囲（192.0.2.0 - 192.0.2.255）を指定することになります。レスポンダに許容可能なその提案をされたと仮定すると、それは戻って、同一のTSペイロードを送信します。
IKEv2 allows the responder to choose a subset of the traffic proposed by the initiator. This could happen when the configurations of the two endpoints are being updated but only one end has received the new information. Since the two endpoints may be configured by different people, the incompatibility may persist for an extended period even in the absence of errors. It also allows for intentionally different configurations, as when one end is configured to tunnel all addresses and depends on the other end to have the up-to-date list.
IKEv2のは、応答がイニシエータによって提案されたトラフィックのサブセットを選択することができます。 2つのエンドポイントの構成が更新されている場合に発生する可能性がありますが唯一の一端は、新しい情報を受信しました。 2つのエンドポイントは、異なる人々によって構成されてもよいので、非互換性があっても誤差の不存在下で長期間持続することができます。また、一端がトンネルに設定されている場合のようにすべてのアドレスは、意図的に異なる構成を可能にし、最新のリストを持っているもう一方の端に依存します。
When the responder chooses a subset of the traffic proposed by the initiator, it narrows the Traffic Selectors to some subset of the initiator's proposal (provided the set does not become the null set). If the type of Traffic Selector proposed is unknown, the responder ignores that Traffic Selector, so that the unknown type is not returned in the narrowed set.
レスポンダは、イニシエータによって提案されたトラフィックのサブセットを選択すると、それは、イニシエータの提案のいくつかのサブセットに交通セレクタを狭く（集合は空集合になっていません提供）。提案された交通セレクタの種類が不明な場合は、未知のタイプが狭くセットに返されないように、レスポンダは、そのトラフィックセレクタを無視します。
To enable the responder to choose the appropriate range in this case, if the initiator has requested the SA due to a data packet, the initiator SHOULD include as the first Traffic Selector in each of TSi and TSr a very specific Traffic Selector including the addresses in the packet triggering the request. In the example, the initiator would include in TSi two Traffic Selectors: the first containing the address range (198.51.100.43 - 198.51.100.43) and the source port and IP protocol from the packet and the second containing (198.51.100.0 - 198.51.100.255) with all ports and IP protocols. The initiator would similarly include two Traffic Selectors in TSr. If the initiator creates the Child SA pair not in response to an arriving packet, but rather, say, upon startup, then there may be no specific addresses the initiator prefers for the initial tunnel over any other. In that case, the first values in TSi and TSr can be ranges rather than specific values.
イニシエータが原因のデータパケットにSAを要求した場合には、この場合には適切な範囲を選択するために応答を可能にするために、開始剤は、をTSiれ、TSRのそれぞれにおける最初のトラフィックセレクタのアドレスを含む、非常に特定のトラフィックセレクタとして挙げられるべきです要求をトリガーしたパケット。一例では、開始剤が含まれるをTSi 2つのトラフィックセレクタに：第1のアドレス範囲（198.51.100.43 - 198.51.100.43）を含有し、パケットの送信元ポート及びIPプロトコルとを含む第二（198.51.100.0 - 198.51を。すべてのポートおよびIPプロトコルと100.255）。イニシエータは、同様に、TSRの2つのトラフィックセレクタを含むであろう。イニシエータはむしろない到着したパケットに応じて、子SAのペアを作成しますが、場合、たとえば、起動時に、その後、イニシエータは、他の上に最初のトンネルに好む何の特定のアドレスが存在しない場合があります。その場合には、をTSiとTSRの最初の値は、範囲ではなく特定の値とすることができます。
The responder performs the narrowing as follows:
次のように応答が狭窄を実行します。
o If the responder's policy does not allow it to accept any part of the proposed Traffic Selectors, it responds with a TS_UNACCEPTABLE Notify message.
応答者の方針は、それが提案されているトラフィックセレクタの一部を受け入れることを許可していない場合は、O、それはTS_UNACCEPTABLE通知メッセージで応答します。
o If the responder's policy allows the entire set of traffic covered by TSi and TSr, no narrowing is necessary, and the responder can return the same TSi and TSr values.
応答者の方針はをTSiれ、TSRによってカバーされたトラフィックのセット全体を許可している場合、O、何の狭小化は必要ありませんし、応答者は同じをTSiれ、TSRの値を返すことができます。
o If the responder's policy allows it to accept the first selector of TSi and TSr, then the responder MUST narrow the Traffic Selectors to a subset that includes the initiator's first choices. In this example above, the responder might respond with TSi being (198.51.100.43 - 198.51.100.43) with all ports and IP protocols.
応答者の方針は、それがをTSiれ、TSRの第1のセレクタを受け入れることを可能にする場合は、O、次いでレスポンダはイニシエータの最初の選択肢を含むサブセットにトラフィックセレクタを狭くしなければなりません。すべてのポートおよびIPプロトコルと - 上記の例では、応答者はをTSiが（198.51.100.43 198.51.100.43）であることで応答することがあります。
o If the responder's policy does not allow it to accept the first selector of TSi and TSr, the responder narrows to an acceptable subset of TSi and TSr.
応答者の方針は、それがをTSiれ、TSRの第1のセレクタを受け入れることができない場合はO、レスポンダはをTSiれ、TSRの許容されるサブセットに狭くなる。
When narrowing is done, there may be several subsets that are acceptable but their union is not. In this case, the responder arbitrarily chooses one of them, and MAY include an ADDITIONAL_TS_POSSIBLE notification in the response. The ADDITIONAL_TS_POSSIBLE notification asserts that the responder narrowed the proposed Traffic Selectors but that other Traffic Selectors would also have been acceptable, though only in a separate SA. There is no data associated with this Notify type. This case will occur only when the initiator and responder are configured differently from one another. If the initiator and responder agree on the granularity of tunnels, the initiator will never request a tunnel wider than the responder will accept.
狭小が完了すると、そこに許容されるいくつかのサブセットであることが、彼らの労働組合はないことがあります。この場合、応答は、任意にそれらのいずれかを選択し、それに応答してADDITIONAL_TS_POSSIBLE通知を含むかもしれません。通知は、応答者が提案したトラフィックセレクタが、そのほかの交通セレクタを狭くすることを主張するADDITIONAL_TS_POSSIBLEはまた、唯一の独立したSAでも、許容されていると思います。この通知タイプに関連付けられているデータはありません。イニシエータとレスポンダが互いに異なるように構成されている場合、この場合にのみ発生します。イニシエータとレスポンダは、トンネルの粒度に同意した場合、イニシエータは、レスポンダが受け入れるよりも広いトンネルを要求することはありません。
It is possible for the responder's policy to contain multiple smaller ranges, all encompassed by the initiator's Traffic Selector, and with the responder's policy being that each of those ranges should be sent over a different SA. Continuing the example above, the responder might have a policy of being willing to tunnel those addresses to and from the initiator, but might require that each address pair be on a separately negotiated Child SA. If the initiator didn't generate its request based on the packet, but (for example) upon startup, there would not be the very specific first Traffic Selectors helping the responder to select the correct range. There would be no way for the responder to determine which pair of addresses should be included in this tunnel, and it would have to make a guess or reject the request with a SINGLE_PAIR_REQUIRED Notify message.
応答者の方針は、複数の小さな範囲を含めることは、すべてのイニシエータのトラフィックセレクタに包含される、と応答者の方針は、これらの範囲のそれぞれが異なるSAを介して送信されるべきであることであることで、可能です。上記の例を続けると、レスポンダはイニシエータへとから、それらのアドレスをトンネルに喜んであるというポリシーを持っているかもしれないが、各アドレスのペアが別々にネゴシエート子SAにあることを必要とするかもしれません。イニシエータは、起動時にパケットが、（例えば）に基づいて要求を生成しなかった場合は、正しい範囲を選択するために、応答者を支援する非常に特定の第1トラフィックセレクタがないでしょう。そこアドレスのペアがこのトンネルに含まれるべきかを決定するために、応答のための方法がないだろう、それは推測を行うか、SINGLE_PAIR_REQUIREDがメッセージを通知して要求を拒否しなければなりません。
The SINGLE_PAIR_REQUIRED error indicates that a CREATE_CHILD_SA request is unacceptable because its sender is only willing to accept Traffic Selectors specifying a single pair of addresses. The requestor is expected to respond by requesting an SA for only the specific traffic it is trying to forward.
SINGLE_PAIR_REQUIREDエラーは、その送信者は、1組のアドレスを指定するトラフィックセレクタを受け入れるだけで喜んでいるのでCREATE_CHILD_SA要求が受け入れられないことを示しています。要求者は、転送しようとしているだけで、特定のトラフィックのためにSAを要求することによって応答することが期待されています。
Few implementations will have policies that require separate SAs for each address pair. Because of this, if only some parts of the TSi and TSr proposed by the initiator are acceptable to the responder, responders SHOULD narrow the selectors to an acceptable subset rather than use SINGLE_PAIR_REQUIRED.
いくつかの実装では、各アドレスのペアのために別々のSAを必要とするポリシーを持っています。イニシエータによって提案をTSiれ、TSRの唯一のいくつかの部分は、レスポンダに許容可能である場合、このため、レスポンダは、許容可能なサブセットにセレクタを絞るのではなくSINGLE_PAIR_REQUIREDを使用すべきです。
When creating a new SA, the initiator needs to avoid proposing Traffic Selectors that violate its own policy. If this rule is not followed, valid traffic may be dropped. If you use decorrelated policies from [IPSECARCH], this kind of policy violations cannot happen.
新しいSAを作成する場合、イニシエータは、独自のポリシーに違反するトラフィックセレクタを提案避けるために必要です。このルールに従わない場合は、有効なトラフィックがドロップされる可能性があります。あなたは[IPSECARCH]から非相関ポリシーを使用している場合は、ポリシー違反のこの種は発生することはできません。
This is best illustrated by an example. Suppose that host A has a policy whose effect is that traffic to 198.51.100.66 is sent via host B encrypted using AES, and traffic to all other hosts in 198.51.100.0/24 is also sent via B, but must use 3DES. Suppose also that host B accepts any combination of AES and 3DES.
これは、最良の例で示されています。ホストAは、その効果198.51.100.66へのトラフィックは、ホストBを介して送信されることであるAESを用いて暗号化し、トラフィックのすべての他のホストに198.51.100.0/24でもBを介して送信されたポリシーを有するが、3DESを使用しなければならないと仮定する。そのホストBは、AESおよび3DESの任意の組み合わせを受け入れも想定。
If host A now proposes an SA that uses 3DES, and includes TSr containing (198.51.100.0-198.51.100.255), this will be accepted by host B. Now, host B can also use this SA to send traffic from 198.51.100.66, but those packets will be dropped by A since it requires the use of AES for this traffic. Even if host A creates a new SA only for 198.51.100.66 that uses AES, host B may freely continue to use the first SA for the traffic. In this situation, when proposing the SA, host A should have followed its own policy, and included a TSr containing ((198.51.100.0- 198.51.100.65),(198.51.100.67-198.51.100.255)) instead.
ホストAは現在3DESを使用してSAを提案し、TSRが含有（198.51.100.0-198.51.100.255）を含む場合、これは今、ホストBによって受理され、ホストBはまた、198.51.100.66からのトラフィックを送信するために、このSAを使用することができ、それは、このトラフィックのためにAESを使用する必要がありますので、しかし、それらのパケットはAによって破棄されます。ホストAが唯一のAESを使用しています198.51.100.66ための新しいSAを作成した場合でも、ホストBは自由にトラフィックのための最初のSAを使用し続けることができます。 SAを提案したときに、このような状況では、ホストAは、独自の政策を踏襲し、代わりに含むTSrを（（198.51.100.0- 198.51.100.65）、（198.51.100.67-198.51.100.255を））が含まれている必要があります。
In general, if (1) the initiator makes a proposal "for traffic X (TSi/TSr), do SA", and (2) for some subset X' of X, the initiator does not actually accept traffic X' with SA, and (3) the initiator would be willing to accept traffic X' with some SA' (!=SA), valid traffic can be unnecessarily dropped since the responder can apply either SA or SA' to traffic X'.
一般的には、（1）イニシエータが提案を行った場合、「交通X（TSI / TSR）のために、SAを行う」、および（2）いくつかの部分集合Xのために、SAと「Xの、イニシエータは、実際の交通Xを受け付けません」 （3）イニシエータは「いくつかのSAでのトラフィックのX（！= SA）を受け入れることをいとわないレスポンダは「交通X」にSAまたはSAのいずれかを適用することができますので、有効なトラフィックが不必要にドロップすることができます。
The IKE_SA_INIT messages each contain a nonce. These nonces are used as inputs to cryptographic functions. The CREATE_CHILD_SA request and the CREATE_CHILD_SA response also contain nonces. These nonces are used to add freshness to the key derivation technique used to obtain keys for Child SA, and to ensure creation of strong pseudorandom bits from the Diffie-Hellman key. Nonces used in IKEv2 MUST be randomly chosen, MUST be at least 128 bits in size, and MUST be at least half the key size of the negotiated pseudorandom function (PRF). However, the initiator chooses the nonce before the outcome of the negotiation is known. Because of that, the nonce has to be long enough for all the PRFs being proposed. If the same random number source is used for both keys and nonces, care must be taken to ensure that the latter use does not compromise the former.
IKE_SA_INITメッセージは、それぞれnonceを含んでいます。これらのナンスは、暗号機能への入力として使用されています。 CREATE_CHILD_SA要求とCREATE_CHILD_SA応答はまた、ナンスが含まれています。これらノンスは、子SAのためのキーを取得するために使用される鍵導出技術に新鮮さを追加する、とのDiffie-Hellman鍵から強い疑似ランダムビットの生成を確実にするために使用されます。 IKEv2のに使用されるナンスは、ランダムに選択されなければならない、サイズが少なくとも128ビットでなければなりません、とネゴシエート擬似ランダム関数（PRF）の少なくとも半分のキーサイズでなければなりません。しかし、イニシエータは、交渉の結果が知られる前にnonceを選択します。そのため、nonceが提案されているすべてのPRFのために十分に長くなければなりません。同じ乱数ソースがキーとナンスの両方に使用されている場合は、注意が後者の使用は、前者を損なわないように注意する必要があります。
IKE runs over UDP ports 500 and 4500, and implicitly sets up ESP and AH associations for the same IP addresses over which it runs. The IP addresses and ports in the outer header are, however, not themselves cryptographically protected, and IKE is designed to work even through Network Address Translation (NAT) boxes. An implementation MUST accept incoming requests even if the source port is not 500 or 4500, and MUST respond to the address and port from which the request was received. It MUST specify the address and port at which the request was received as the source address and port in the response. IKE functions identically over IPv4 or IPv6.
IKEは、UDPポート500および4500上で動作し、暗黙のうちにそれを実行する上で同じIPアドレスのためのESPとAHの関連付けを設定します。外部ヘッダ内のIPアドレスとポートが、しかし、それ自体が暗号で保護されず、IKEであっても、ネットワークアドレス変換（NAT）ボックスを介して動作するように設計されています。実装では、送信元ポートが500または4500でない場合であっても着信要求を受け入れなければならない、とのリクエストを受信したアドレスとポートに応じなければなりません。これは、要求が応答の送信元アドレスとポートとして受信されたアドレスとポートを指定する必要があります。同様に、IPv4またはIPv6経由IKE機能。
IKE generates keying material using an ephemeral Diffie-Hellman exchange in order to gain the property of "perfect forward secrecy". This means that once a connection is closed and its corresponding keys are forgotten, even someone who has recorded all of the data from the connection and gets access to all of the long-term keys of the two endpoints cannot reconstruct the keys used to protect the conversation without doing a brute force search of the session key space.
IKEは「完全転送秘密」の性質を得るために短命のDiffie-Hellman交換を使用して鍵材料を生成します。これは、接続が閉じられると、それに対応するキーが忘れられていると、接続からデータのすべてを記録し、2つのエンドポイントの長期キーのすべてへのアクセス権を取得していても、誰かが保護するために使用されるキーを再構築できないことを意味しますセッション鍵空間のブルートフォース検索を実行せずに会話。
Achieving perfect forward secrecy requires that when a connection is closed, each endpoint MUST forget not only the keys used by the connection but also any information that could be used to recompute those keys.
完全転送秘密を達成することは、接続が閉じられたときに、各エンドポイントは、接続で使用するキーだけでなく、これらのキーを再計算するために使用される可能性のある情報だけでなく、忘れている必要があります。
Because computing Diffie-Hellman exponentials is computationally expensive, an endpoint may find it advantageous to reuse those exponentials for multiple connection setups. There are several reasonable strategies for doing this. An endpoint could choose a new exponential only periodically though this could result in less-than-perfect forward secrecy if some connection lasts for less than the lifetime of the exponential. Or it could keep track of which exponential was used for each connection and delete the information associated with the exponential only when some corresponding connection was closed. This would allow the exponential to be reused without losing perfect forward secrecy at the cost of maintaining more state.
Diffie-Hellman指数関数を計算することは計算上高価であるため、エンドポイントは、それが有利複数の接続セットアップのためにこれらの指数関数を再利用するかもしれません。これを行うためのいくつかの合理的な戦略があります。一部の接続は、指数の寿命より少ない持続する場合、これはより少なくより完全転送秘密につながる可能性もののエンドポイントは定期的に新しい指数を選択することができます。それとも、それぞれの接続のために使用された指数関数的にそのトラックを保持し、いくつかの対応する接続が閉じられたときにのみ、指数関数的に関連した情報を削除することができます。これは、指数がより多くの状態を維持するためのコストで完全転送秘密を失うことなく再利用することができるようになります。
Whether and when to reuse Diffie-Hellman exponentials are private decisions in the sense that they will not affect interoperability. An implementation that reuses exponentials MAY choose to remember the exponential used by the other endpoint on past exchanges and if one is reused to avoid the second half of the calculation. See [REUSE] for a security analysis of this practice and for additional security considerations when reusing ephemeral Diffie-Hellman keys.
かどうか、いつのDiffie-Hellman指数関数を再利用することは、彼らが相互運用性に影響しないだろうという意味で、民間の意思決定です。指数は、過去の取引所に一つは、計算の後半を避けるために再利用された場合、他のエンドポイントで使用する指数を覚えているのを選ぶかもしれ再利用し実装。はかないのDiffie-Hellman鍵を再利用する場合、この練習のセキュリティ分析のために、追加のセキュリティを考慮して、[REUSE]を参照してください。
In the context of the IKE SA, four cryptographic algorithms are negotiated: an encryption algorithm, an integrity protection algorithm, a Diffie-Hellman group, and a pseudorandom function (PRF). The PRF is used for the construction of keying material for all of the cryptographic algorithms used in both the IKE SA and the Child SAs.
IKE SAの文脈では、4つの暗号化アルゴリズムがネゴシエートされている：暗号化アルゴリズム、完全性保護アルゴリズムのDiffie-Hellmanグループ、および擬似ランダム関数（PRF）を。 PRFは、IKE SAと子SAの両方で使用される暗号アルゴリズムの全てのための鍵材料の構築に使用されます。
We assume that each encryption algorithm and integrity protection algorithm uses a fixed-size key and that any randomly chosen value of that fixed size can serve as an appropriate key. For algorithms that accept a variable-length key, a fixed key size MUST be specified as part of the cryptographic transform negotiated (see Section 3.3.5 for the definition of the Key Length transform attribute). For algorithms for which not all values are valid keys (such as DES or 3DES with key parity), the algorithm by which keys are derived from arbitrary values MUST be specified by the cryptographic transform.
私たちは、それぞれの暗号化アルゴリズムおよび完全性保護アルゴリズムは、固定サイズのキーを使用していることと、その固定サイズのいずれかのランダムに選択された値が適切なキーとして使用できることを前提としています。可変長キーを受け入れるアルゴリズムについては、固定キーサイズは（属性を変換キーの長さの定義については3.3.5節を参照）に交渉変換暗号の一部として指定する必要があります。アルゴリズムのためにこれのためではない全ての値は、（例えば、DESまたはキーパリティと3DESのような）有効なキー、変換キーが暗号によって指定されなければならない任意の値から導出されるアルゴリズムです。
For integrity protection functions based on Hashed Message Authentication Code (HMAC), the fixed key size is the size of the output of the underlying hash function.
ハッシュメッセージ認証コード（HMAC）に基づいて完全性保護機能のために、固定キーサイズは、基礎となるハッシュ関数の出力の大きさです。
It is assumed that PRFs accept keys of any length, but have a preferred key size. The preferred key size MUST be used as the length of SK_d, SK_pi, and SK_pr (see Section 2.14). For PRFs based on the HMAC construction, the preferred key size is equal to the length of the output of the underlying hash function. Other types of PRFs MUST specify their preferred key size.
PRFを、任意の長さの鍵を受け入れますが、優先キーのサイズを持っていることを想定しています。好ましい鍵サイズ（セクション2.14を参照）SK_d、SK_pi、及びSK_prの長さとして使用されなければなりません。 HMAC構造に基づいのPRFのために、好適キーサイズは、基礎となるハッシュ関数の出力の長さに等しいです。 PRFを、他のタイプの好みのキーサイズを指定する必要があります。
Keying material will always be derived as the output of the negotiated PRF algorithm. Since the amount of keying material needed may be greater than the size of the output of the PRF, the PRF is used iteratively. The term "prf+" describes a function that outputs a pseudorandom stream based on the inputs to a pseudorandom function called "prf".
鍵材料は常に交渉しPRFアルゴリズムの出力として導出されます。 PRFの出力の大きさよりも大きくすることができる必要な鍵材料の量は、PRFが繰り返し使用されます。用語「PRF +」を「PRF」と呼ばれる擬似ランダム関数への入力に基づいて擬似ランダムストリームを出力する機能を説明しています。
In the following, | indicates concatenation. prf+ is defined as:
以下では、|連結を示します。 PRF +は次のように定義されています。
prf+ (K,S) = T1 | T2 | T3 | T4 | ...
+ PRF（K、C）= T1 | T2 | TK | PM | ...
where: T1 = prf (K, S | 0x01) T2 = prf (K, T1 | S | 0x02) T3 = prf (K, T2 | S | 0x03) T4 = prf (K, T3 | S | 0x04) ...
ここで、T1 = PRF（K、S | 0x01の）T2 = PRF（K、T1 | S | 0x02の）T3 = PRF（K、T2 | S | 0x03の）T4 = PRF（K、T3 | S | 0x04の）.. 。
This continues until all the material needed to compute all required keys has been output from prf+. The keys are taken from the output string without regard to boundaries (e.g., if the required keys are a 256-bit Advanced Encryption Standard (AES) key and a 160-bit HMAC key, and the prf function generates 160 bits, the AES key will come from T1 and the beginning of T2, while the HMAC key will come from the rest of T2 and the beginning of T3).
すべての必要なキーを計算するのに必要なすべての材料はPRFの+から出力されるまでこれが続きます。必要なキーは、256ビットのAdvanced Encryption Standard（AES）の鍵と160ビットのHMACキーであり、PRF関数は160ビットAES鍵を生成する場合にキーが境界（例えば、に関係なく、出力文字列から取得されHMACキーはT2の残りとT3の始まりから来るながら）、T1とT2の先頭から来ます。
The constant concatenated to the end of each prf function is a single octet. The prf+ function is not defined beyond 255 times the size of the prf function output.
各PRF関数の最後に連結定数は単一オクテットです。 PRF +の機能は、PRF関数出力の255倍の大きさを超えて定義されていません。
The shared keys are computed as follows. A quantity called SKEYSEED is calculated from the nonces exchanged during the IKE_SA_INIT exchange and the Diffie-Hellman shared secret established during that exchange. SKEYSEED is used to calculate seven other secrets: SK_d used for deriving new keys for the Child SAs established with this
次のように共有鍵が計算されます。 SKEYSEEDと呼ばれる量は、一回だけから計算されたIKE_SA_INIT交換中に交換およびDiffie-Hellmanは、その交換の間に確立秘密を共有しました。 SK_dはこれで確立子SAの新しいキーを導出するために使用：SKEYSEEDは7つの他の秘密を計算するのに使用されます
IKE SA; SK_ai and SK_ar used as a key to the integrity protection algorithm for authenticating the component messages of subsequent exchanges; SK_ei and SK_er used for encrypting (and of course decrypting) all subsequent exchanges; and SK_pi and SK_pr, which are used when generating an AUTH payload. The lengths of SK_d, SK_pi, and SK_pr MUST be the preferred key length of the PRF agreed upon.
IKE SA; SK_aiとSK_arは、後続の交換のコンポーネントメッセージを認証するための完全性保護アルゴリズムの鍵として使用されます。 SK_eiとSK_、えーは、後続のすべての交換を暗号化する（もちろん復号化）のために使用されます。そしてAUTHペイロードを生成する際に使用されるSK_piとSK_pr、。 SK_d、SK_pi、及びSK_prの長さは、PRFの好適な鍵長が合意していなければなりません。
SKEYSEED and its derivatives are computed as follows:
次のようにSKEYSEED及びその誘導体が計算されます。
SKEYSEED = prf(Ni | Nr, g^ir)
SKEYSEED = PRF（ニッケル|いいえ、G ^ IR）
{SK_d | SK_ai | SK_ar | SK_ei | SK_er | SK_pi | SK_pr } = prf+ (SKEYSEED, Ni | Nr | SPIi | SPIr )
{SK_d | SK_ai | SK_ar | SK_ei | SK_、えー| SK_pi | SK_pr} = PRF +（SKEYSEED、ニッケル|番号| SPII | SPIR）
(indicating that the quantities SK_d, SK_ai, SK_ar, SK_ei, SK_er, SK_pi, and SK_pr are taken in order from the generated bits of the prf+). g^ir is the shared secret from the ephemeral Diffie-Hellman exchange. g^ir is represented as a string of octets in big endian order padded with zeros if necessary to make it the length of the modulus. Ni and Nr are the nonces, stripped of any headers. For historical backward-compatibility reasons, there are two PRFs that are treated specially in this calculation. If the negotiated PRF is AES-XCBC-PRF-128 [AESXCBCPRF128] or AES-CMAC-PRF-128 [AESCMACPRF128], only the first 64 bits of Ni and the first 64 bits of Nr are used in calculating SKEYSEED, but all the bits are used for input to the prf+ function.
（数量SK_d、SK_ai、SK_ar、SK_ei、SK_、えー、SK_pi、及びSK_prはPRFの+の発生ビットから順に取り込まれることを示します）。 G ^ IRは短命のDiffie-Hellman交換からの共有秘密です。 G ^ IRは、モジュラスの長さにするために、必要に応じてゼロで埋めビッグエンディアンの順序でオクテット文字列として表されます。 NiとNrが任意のヘッダを剥奪ナンス、です。過去の下位互換性の理由から、この計算に特別に処理された2つのPRFがあります。ネゴシエートされたPRFは、AES-XCBC-PRF-128 [AESXCBCPRF128]またはAES-CMAC-PRF-128 [AESCMACPRF128]、Niのみの最初の64ビットおよびNRの最初の64ビットはSKEYSEEDの計算に使用されているが、すべての場合ビットのPRF +関数への入力のために使用されます。
The two directions of traffic flow use different keys. The keys used to protect messages from the original initiator are SK_ai and SK_ei. The keys used to protect messages in the other direction are SK_ar and SK_er.
交通流の二つの方向が異なるキーを使用します。元イニシエータからのメッセージを保護するために使用されるキーはSK_aiとSK_eiです。他の方向にメッセージを保護するために使用されるキーはSK_arとSK_、えーです。
When not using extensible authentication (see Section 2.16), the peers are authenticated by having each sign (or MAC using a padded shared secret as the key, as described later in this section) a block of data. In these calculations, IDi' and IDr' are the entire ID payloads excluding the fixed header. For the responder, the octets to be signed start with the first octet of the first SPI in the header of the second message (IKE_SA_INIT response) and end with the last octet of the last payload in the second message. Appended to this (for the purposes of computing the signature) are the initiator's nonce Ni (just the value, not the payload containing it), and the value prf(SK_pr, IDr'). Note that neither the nonce Ni nor the value prf(SK_pr, IDr') are transmitted. Similarly, the initiator signs the first message (IKE_SA_INIT request), starting with the first octet of the first SPI in the header and ending with the last octet of the last payload. Appended to this (for purposes of computing the signature) are the responder's nonce Nr, and the value prf(SK_pi, IDi'). It is critical to the security of the exchange that each side sign the other side's nonce.
拡張可能認証を使用しない場合（このセクションで後述するように、またはMACをキーとしてパディングされた共有秘密鍵を使用して）、ピアは各記号を有することによって認証されたデータのブロックを（セクション2.16を参照）。これらの計算では、IDI「およびIDR」が固定されたヘッダを除いた全体のIDペイロードです。応答者のために、署名されるべきオクテットが第2のメッセージ（IKE_SA_INIT応答）のヘッダ内の最初のSPIの最初のオクテットで開始し、第2のメッセージの最後のペイロードの最後のオクテットで終わります。これに添付（署名を計算する目的のために）起動側のノンスNiの（値だけではなく、それを含むペイロード）、および値PRF（SK_pr、IDR '）です。ナンスのNiも値PRF（SK_pr、IDR '）のいずれも送信されることに留意されたいです。同様に、イニシエータは、最初のメッセージ（IKE_SA_INIT要求）、ヘッダの最初のSPIの最初のオクテットで開始し、最後のペイロードの最後のオクテットで終わるに署名します。 （署名を計算する目的のために）、これに添付レスポンダのノンスNr個、および値PRF（SK_pi、IDI」）です。これは、それぞれの側が反対側のナンスに署名為替のセキュリティにとって非常に重要です。
The initiator's signed octets can be described as:
イニシエータの署名オクテットは次のように説明することができます。
InitiatorSignedOctets = RealMessage1 | NonceRData | MACedIDForI GenIKEHDR = [ four octets 0 if using port 4500 ] | RealIKEHDR RealIKEHDR = SPIi | SPIr | . . . | Length RealMessage1 = RealIKEHDR | RestOfMessage1 NonceRPayload = PayloadHeader | NonceRData InitiatorIDPayload = PayloadHeader | RestOfInitIDPayload RestOfInitIDPayload = IDType | RESERVED | InitIDData MACedIDForI = prf(SK_pi, RestOfInitIDPayload)
InitiatorSignedOctets = RealMessage1 | NonceRData | MACedIDForI GenIKEHDR = [ポート4500を使用して、4つのオクテット0の場合] | RealIKEHDR RealIKEHDR = SPII | SPIR | 。 。 。 |長RealMessage1 = RealIKEHDR | RestOfMessage1 NonceRPayload = PayloadHeaderは| NonceRData InitiatorIDPayload = PayloadHeaderは| RestOfInitIDPayload RestOfInitIDPayload =のidtype | RESERVED | InitIDData MACedIDForI = PRF（SK_pi、RestOfInitIDPayload）
The responder's signed octets can be described as:
応答者の署名のオクテットは、次のように説明することができます。
ResponderSignedOctets = RealMessage2 | NonceIData | MACedIDForR GenIKEHDR = [ four octets 0 if using port 4500 ] | RealIKEHDR RealIKEHDR = SPIi | SPIr | . . . | Length RealMessage2 = RealIKEHDR | RestOfMessage2 NonceIPayload = PayloadHeader | NonceIData ResponderIDPayload = PayloadHeader | RestOfRespIDPayload RestOfRespIDPayload = IDType | RESERVED | RespIDData MACedIDForR = prf(SK_pr, RestOfRespIDPayload)
ResponderSignedOctets = RealMessage2 | NonceIData | MACedIDForR GenIKEHDR = [4つのオクテット0ポート4500を使用している場合] | RealIKEHDR RealIKEHDR = SPII | SPIR | 。 。 。 |長RealMessage2 = RealIKEHDR | RestOfMessage2 NonceIPayload = PayloadHeaderは| NonceIData ResponderIDPayload = PayloadHeaderは| RestOfRespIDPayload RestOfRespIDPayload =のidtype | RESERVED | RespIDData MACedIDForR = PRF（SK_pr、RestOfRespIDPayload）
Note that all of the payloads are included under the signature, including any payload types not defined in this document. If the first message of the exchange is sent multiple times (such as with a responder cookie and/or a different Diffie-Hellman group), it is the latest version of the message that is signed.
ペイロードの全ては、この文書で定義されていない任意のペイロードタイプを含む、署名の下に含まれていることに留意されたいです。交換の最初のメッセージが（例えば、レスポンダクッキー及び/又は別のDiffie-Hellmanグループのように）複数回送信される場合、それが署名されたメッセージの最新版です。
Optionally, messages 3 and 4 MAY include a certificate, or certificate chain providing evidence that the key used to compute a digital signature belongs to the name in the ID payload. The signature or MAC will be computed using algorithms dictated by the type of key used by the signer, and specified by the Auth Method field in the Authentication payload. There is no requirement that the initiator and responder sign with the same cryptographic algorithms. The choice of cryptographic algorithms depends on the type of key each has. In particular, the initiator may be using a shared key while the responder may have a public signature key and certificate. It will commonly be the case (but it is not required) that, if a shared secret is used for authentication, the same key is used in both directions.
必要に応じて、メッセージ3および4は、デジタル署名を計算するために使用される鍵は、IDペイロード内の名前に属していることの証拠を提供する証明書または証明書チェーンを含むかもしれません。署名またはMACは、署名者によって使用されるキーの種類によって決定アルゴリズムを用いて計算され、認証ペイロードに認証メソッドフィールドによって指定されるであろう。同じ暗号アルゴリズムをイニシエータとレスポンダーの符号要件はありません。暗号アルゴリズムの選択があり、各キーのタイプによって異なります。レスポンダは、公開署名鍵と証明書を有していてもよいしながら具体的には、開始剤は、共有キーを使用することができます。これは、共有秘密は、認証のために使用されている場合、同じキーが両方の方向に使用される、一般的にケースになります（ただし、これは必須ではありません）。
Note that it is a common but typically insecure practice to have a shared key derived solely from a user-chosen password without incorporating another source of randomness. This is typically insecure because user-chosen passwords are unlikely to have sufficient unpredictability to resist dictionary attacks and these attacks are not prevented in this authentication method. (Applications using password-based authentication for bootstrapping and IKE SA should use the authentication method in Section 2.16, which is designed to prevent off-line dictionary attacks.) The pre-shared key needs to contain as much unpredictability as the strongest key being negotiated. In the case of a pre-shared key, the AUTH value is computed as:
ランダムの別のソースを組み込むことなく、ユーザーが選択したパスワードのみに由来する共有キーを持っている一般的に共通だが危険な行為であることに注意してください。ユーザーが選択したパスワードは辞書攻撃に抵抗するのに十分な予測不可能性を持っている可能性が低いと、これらの攻撃は、この認証方法では防止されていないので、これは一般的に安全ではありません。 （ブートストラップおよびIKE SAのパスワードベースの認証を使用するアプリケーションがオフライン辞書攻撃を防ぐように設計され、セクション2.16、内の認証方式を使用する必要があります。）事前共有鍵は交渉中最強のキーと同じくらい予測不可能性を含んでいる必要があります。事前共有鍵の場合には、AUTH値は以下のように計算されます。
For the initiator: AUTH = prf( prf(Shared Secret, "Key Pad for IKEv2"), <InitiatorSignedOctets>) For the responder: AUTH = prf( prf(Shared Secret, "Key Pad for IKEv2"), <ResponderSignedOctets>)
AUTH = PRF応答者のために（PRF（共有シークレット、 "IKEv2のためのキーパッド"）、<InitiatorSignedOctets>）：AUTH = PRF（PRF（共有シークレット、 "IKEv2のためのキーパッド"）、<ResponderSignedOctets>）イニシエータの
where the string "Key Pad for IKEv2" is 17 ASCII characters without null termination. The shared secret can be variable length. The pad string is added so that if the shared secret is derived from a password, the IKE implementation need not store the password in cleartext, but rather can store the value prf(Shared Secret,"Key Pad for IKEv2"), which could not be used as a password equivalent for protocols other than IKEv2. As noted above, deriving the shared secret from a password is not secure. This construction is used because it is anticipated that people will do it anyway. The management interface by which the shared secret is provided MUST accept ASCII strings of at least 64 octets and MUST NOT add a null terminator before using them as shared secrets. It MUST also accept a hex encoding of the shared secret. The management interface MAY accept other encodings if the algorithm for translating the encoding to a binary string is specified.
文字列「IKEv2のためのキーパッドが」ヌル終了せずに17個のASCII文字です。共有秘密は、変数の長さとすることができます。パッドの文字列は、共有秘密がパスワードから導出されている場合、IKEの実装は平文でパスワードを保存する必要がないように追加されるのではなく、値のPRF（共有シークレット、「IKEv2のためのキーパッドを」）、格納することができることができませんでしたIKEv2の以外のプロトコル用のパスワードと同等として使用します。上述のように、パスワードから共有秘密を導出することは安全ではありません。人々はとにかくそれを行うことが予想されるので、この構造が使用されています。共有秘密が設けられたことにより、管理インタフェースは、少なくとも64オクテットのASCII文字列を受け入れなければならないし、共有秘密としてそれらを使用する前に、ヌルターミネータを追加してはなりません。また、共有秘密の進エンコーディングを受け入れなければなりません。バイナリ文字列にエンコードを変換するためのアルゴリズムが指定されている場合、管理インターフェイスは、他のエンコーディングを受け入れることができます。
There are two types of EAP authentication (described in Section 2.16), and each type uses different values in the AUTH computations shown above. If the EAP method is key-generating, substitute master session key (MSK) for the shared secret in the computation. For non-key-generating methods, substitute SK_pi and SK_pr, respectively, for the shared secret in the two AUTH computations.
そこ（セクション2.16を参照）EAP認証の2種類があり、各タイプは上に示したAUTH計算において異なる値を使用します。 EAPメソッドは計算で共有された秘密のための鍵生成、代替マスターセッションキー（MSK）である場合。それぞれ非キー生成方法、代替SK_piとSK_pr、、2つのAUTH計算における共有秘密ため。
In addition to authentication using public key signatures and shared secrets, IKE supports authentication using methods defined in RFC 3748 [EAP]. Typically, these methods are asymmetric (designed for a user authenticating to a server), and they may not be mutual. For this reason, these protocols are typically used to authenticate the initiator to the responder and MUST be used in conjunction with a public-key-signature-based authentication of the responder to the initiator. These methods are often associated with mechanisms referred to as "Legacy Authentication" mechanisms.
公開鍵署名と共有秘密を用いた認証に加えて、IKEは、RFC 3748 [EAP]で定義された方法を使用して認証をサポートします。典型的には、これらの方法は、（サーバへのユーザ認証のために設計された）非対称であり、それらは相互ないかもしれません。この理由のため、これらのプロトコルは、典型的には、レスポンダにイニシエータを認証するために使用され、イニシエータへの応答の公開鍵署名ベースの認証と併せて使用しなければなりません。これらの方法は、しばしば「レガシー認証」機構と呼ぶ機構と関連しています。
While this document references [EAP] with the intent that new methods can be added in the future without updating this specification, some simpler variations are documented here. [EAP] defines an authentication protocol requiring a variable number of messages. Extensible Authentication is implemented in IKE as additional IKE_AUTH exchanges that MUST be completed in order to initialize the IKE SA.
新しいメソッドは、この仕様を更新せず、将来的に追加することができることを意図してこの文書は参考文献[EAP]が、いくつかの単純なバリエーションがここに記載されています。 [EAP]メッセージの可変数を必要とする認証プロトコルを定義します。拡張可能認証はIKE SAを初期化するために完了しなければならない追加のIKE_AUTH交換としてIKEに実装されています。
An initiator indicates a desire to use EAP by leaving out the AUTH payload from the first message in the IKE_AUTH exchange. (Note that the AUTH payload is required for non-EAP authentication, and is thus not marked as optional in the rest of this document.) By including an IDi payload but not an AUTH payload, the initiator has declared an identity but has not proven it. If the responder is willing to use an EAP method, it will place an Extensible Authentication Protocol (EAP) payload in the response of the IKE_AUTH exchange and defer sending SAr2, TSi, and TSr until initiator authentication is complete in a subsequent IKE_AUTH exchange. In the case of a minimal EAP method, the initial SA establishment will appear as follows:
イニシエータは、IKE_AUTH交換の最初のメッセージのAUTHペイロードを残してEAPを使用したい旨を示します。 （AUTHペイロードは、非EAP認証に必要なので、この文書の残りの部分ではオプションとしてマークされていないことに注意してください。）のIDIペイロードではなく、AUTHペイロードを含めることで、イニシエータはアイデンティティを宣言しましたが、証明されていませんそれ。レスポンダがEAPメソッドを使用する意思がある場合、それはIKE_AUTH交換の応答に拡張認証プロトコル（EAP）ペイロードを置いて送信SAR2を延期し、をTSi、およびTSRは、イニシエータ認証されるまで、後続のIKE_AUTH交換で完了しました。次のように最小のEAP方式の場合には、初期のSAの確立が表示されます。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SAi1, KEi, Ni -->
<-- HDR, SAr1, KEr, Nr, [CERTREQ]
HDR, SK {IDi, [CERTREQ,]
[IDr,] SAi2,
TSi, TSr} -->
<-- HDR, SK {IDr, [CERT,] AUTH,
EAP }
HDR, SK {EAP} -->
<-- HDR, SK {EAP (success)}
HDR, SK {AUTH} -->
<-- HDR, SK {AUTH, SAr2, TSi, TSr }
As described in Section 2.2, when EAP is used, each pair of IKE SA initial setup messages will have their message numbers incremented; the first pair of AUTH messages will have an ID of 1, the second will be 2, and so on.
EAPが使用されている第2.2項で説明したように、IKE SA初期設定メッセージの各対は、それらのメッセージ番号をインクリメントしなければなりません。 AUTHメッセージの最初のペアは2番目は2になり、1のIDを有し、あろう。
For EAP methods that create a shared key as a side effect of authentication, that shared key MUST be used by both the initiator and responder to generate AUTH payloads in messages 7 and 8 using the syntax for shared secrets specified in Section 2.15. The shared key from EAP is the field from the EAP specification named MSK. This shared key generated during an IKE exchange MUST NOT be used for any other purpose.
鍵を共有する認証の副作用として共有キーを作成するEAPメソッドは、セクション2.15で指定された共有秘密の構文を使用してメッセージ7および8でAUTHペイロードを生成するために、イニシエータとレスポンダの両方で使用されなければなりません。 EAPから共有キーはMSKという名前のEAP仕様からフィールドです。 IKE交換の間に生成されたこの共有キーは、他の目的に使用してはいけません。
EAP methods that do not establish a shared key SHOULD NOT be used, as they are subject to a number of man-in-the-middle attacks [EAPMITM] if these EAP methods are used in other protocols that do not use a server-authenticated tunnel. Please see the Security Considerations section for more details. If EAP methods that do not generate a shared key are used, the AUTH payloads in messages 7 and 8 MUST be generated using SK_pi and SK_pr, respectively.
彼らはman-in-the-middle攻撃の数を受けているとして、これらのEAPメソッドがサーバー認証を使用していない他のプロトコルで使用されている場合は、共有鍵を確立していないEAPメソッドは、[EAPMITM]、使用されるべきではありませんトンネル。詳細は、セキュリティの考慮事項のセクションを参照してください。共有鍵を生成しないEAPメソッドが使用される場合、メッセージ7および8でAUTHペイロードは、それぞれ、SK_piとSK_prを使用して生成されなければなりません。
The initiator of an IKE SA using EAP needs to be capable of extending the initial protocol exchange to at least ten IKE_AUTH exchanges in the event the responder sends notification messages and/or retries the authentication prompt. Once the protocol exchange defined by the chosen EAP authentication method has successfully terminated, the responder MUST send an EAP payload containing the Success message. Similarly, if the authentication method has failed, the responder MUST send an EAP payload containing the Failure message. The responder MAY at any time terminate the IKE exchange by sending an EAP payload containing the Failure message.
EAPを使用して、IKE SAのイニシエータはレスポンダが通知メッセージを送信及び/又は認証プロンプトを再試行する場合に、少なくとも10回のIKE_AUTH交換に初期プロトコル交換を拡張することが可能である必要があります。選択されたEAP認証メソッドによって定義されたプロトコル交換が正常に終了した後、応答成功メッセージを含むEAPペイロードを送らなければなりません。認証方法が失敗した場合、同様に、レスポンダは、障害メッセージを含むEAPペイロードを送らなければなりません。レスポンダはいつでも失敗メッセージを含むEAPペイロードを送ることによって、IKE交換を終了することができます。
Following such an extended exchange, the EAP AUTH payloads MUST be included in the two messages following the one containing the EAP Success message.
そのような拡張された交換後、EAP AUTHペイロードは、EAP Successメッセージを含む1次の二つのメッセージに含まれなければなりません。
When the initiator authentication uses EAP, it is possible that the contents of the IDi payload is used only for Authentication, Authorization, and Accounting (AAA) routing purposes and selecting which EAP method to use. This value may be different from the identity authenticated by the EAP method. It is important that policy lookups and access control decisions use the actual authenticated identity. Often the EAP server is implemented in a separate AAA server that communicates with the IKEv2 responder. In this case, the authenticated identity, if different from that in the IDi payload, has to be sent from the AAA server to the IKEv2 responder.
イニシエータ認証はEAPを使用する場合、のIDIペイロードの内容のみ認証、許可、アカウンティング（AAA）のルーティング目的とEAPメソッドを使用するかを選択するために使用されることが可能です。この値は、EAPメソッドによって認証されたIDと異なっていてもよいです。ポリシーの検索とアクセス制御の決定は、実際の認証されたIDを使用することが重要です。多くの場合、EAPサーバはIKEv2のレスポンダと通信する別個のAAAサーバに実装されています。この場合には、認証されたアイデンティティは、IDIペイロードと異なる場合には、IKEv2のレスポンダにAAAサーバから送信されなければなりません。
A single Child SA is created by the IKE_AUTH exchange, and additional Child SAs can optionally be created in CREATE_CHILD_SA exchanges. Keying material for them is generated as follows:
単一の子SAは、IKE_AUTH交換によって作成され、追加の子SAは任意にCREATE_CHILD_SA交換に作成することができます。次のように彼らのために鍵材料が生成されます。
KEYMAT = prf+(SK_d, Ni | Nr)
KEYMAT = PRF +（SK_d、ニッケル| NR）
Where Ni and Nr are the nonces from the IKE_SA_INIT exchange if this request is the first Child SA created or the fresh Ni and Nr from the CREATE_CHILD_SA exchange if this is a subsequent creation.
これは、その後の創造である場合、この要求は、SAが作成した最初の子またはCREATE_CHILD_SA交換から新鮮なNiとNrのであればNiとNrがIKE_SA_INIT交換からのナンスある場合。
For CREATE_CHILD_SA exchanges including an optional Diffie-Hellman exchange, the keying material is defined as:
任意のDiffie-Hellman交換を含むCREATE_CHILD_SA交換に、キーイング材料を次のように定義されます。
KEYMAT = prf+(SK_d, g^ir (new) | Ni | Nr )
KEYMAT = PRF +（SK_d、G ^ IR（新）|ニッケル| NR）
where g^ir (new) is the shared secret from the ephemeral Diffie-Hellman exchange of this CREATE_CHILD_SA exchange (represented as an octet string in big endian order padded with zeros in the high-order bits if necessary to make it the length of the modulus).
ここで、G ^ IR（新規）、それの長さにするために、必要に応じて上位ビットにゼロで埋めビッグエンディアン順におけるオクテット文字列として表され、このCREATE_CHILD_SA交換（の短命のDiffie-Hellman交換から共有秘密でありますモジュラス）。
A single CHILD_SA negotiation may result in multiple Security Associations. ESP and AH SAs exist in pairs (one in each direction), so two SAs are created in a single Child SA negotiation for them. Furthermore, Child SA negotiation may include some future IPsec protocol(s) in addition to, or instead of, ESP or AH (for example, ROHC_INTEG as described in [ROHCV2]). In any case, keying material for each Child SA MUST be taken from the expanded KEYMAT using the following rules:
単一CHILD_SA交渉は、複数のセキュリティアソシエーションをもたらすことができます。 ESPおよびAH SAは対（各方向に1つずつ）に存在するので、2つのSAは、彼らのために単一の子SAのネゴシエーション中に作成されます。また、子SAのネゴシエーションは、に加えて、いくつかの将来のIPsecプロトコル（単数または複数）を含むことができる、又は代わりに、ESPまたはAH（[ROHCV2]に記載されているように、例えば、ROHC_INTEG）。いずれの場合においても、それぞれの子SAのためのキーイング材料は、次の規則を使用して拡張KEYMATから取らなければなりません。
o All keys for SAs carrying data from the initiator to the responder are taken before SAs going from the responder to the initiator.
Oレスポンダに、イニシエータからのデータを運ぶSAのすべてのキーは、SASイニシエータへの応答から行く前に撮影されています。
o If multiple IPsec protocols are negotiated, keying material for each Child SA is taken in the order in which the protocol headers will appear in the encapsulated packet.
複数のIPsecプロトコルがネゴシエートされている場合は、O、それぞれの子SAのための鍵材料は、プロトコルヘッダは、カプセル化されたパケットに現れる順序で行われます。
o If an IPsec protocol requires multiple keys, the order in which they are taken from the SA's keying material needs to be described in the protocol's specification. For ESP and AH, [IPSECARCH] defines the order, namely: the encryption key (if any) MUST be taken from the first bits and the integrity key (if any) MUST be taken from the remaining bits.
IPsecプロトコルは、複数のキーを必要とする場合、O、彼らはSAのキーイングマテリアルから採取される順序は、プロトコルの仕様で説明される必要があります。暗号化キー（もしあれば）最初のビットと整合性キー（もしあれば）残りのビットから取らなければならないから取らなければならない：ESPとAHのために、[IPSECARCH]即ち順序を定義します。
Each cryptographic algorithm takes a fixed number of bits of keying material specified as part of the algorithm, or negotiated in SA payloads (see Section 2.13 for description of key lengths, and Section 3.3.5 for the definition of the Key Length transform attribute).
各暗号化アルゴリズムは、アルゴリズムの一部として指定又はSAペイロード（属性変換キーの長さを定義するための鍵長の説明については、セクション2.13、およびセクション3.3.5を参照）で交渉鍵材料の固定のビット数を要します。
The CREATE_CHILD_SA exchange can be used to rekey an existing IKE SA (see Sections 1.3.2 and 2.8). New initiator and responder SPIs are supplied in the SPI fields in the Proposal structures inside the Security Association (SA) payloads (not the SPI fields in the IKE header). The TS payloads are omitted when rekeying an IKE SA. SKEYSEED for the new IKE SA is computed using SK_d from the existing IKE SA as follows:
CREATE_CHILD_SA交換は、既存のIKE SAをリキー（セクション1.3.2および2.8を参照）ために使用することができます。新しいイニシエータとレスポンダのSPIは、セキュリティアソシエーション（SA）ペイロード（IKEないヘッダー内のSPIフィールド）内の提案構造におけるSPIフィールドに供給されています。 IKE SAを再入力するときTSペイロードは省略されています。次のように新しいIKE SAのSKEYSEEDは、既存のIKE SAからSK_dを使用して計算されます。
SKEYSEED = prf(SK_d (old), g^ir (new) | Ni | Nr)
SKEYSEED = PRF（SK_d）（旧、G ^ IR（新）|ニッケル| NR）
where g^ir (new) is the shared secret from the ephemeral Diffie-Hellman exchange of this CREATE_CHILD_SA exchange (represented as an octet string in big endian order padded with zeros if necessary to make it the length of the modulus) and Ni and Nr are the two nonces stripped of any headers.
G ^ IR（新しい）は、共有（そのモジュラスの長さにする必要があればゼロでパディングビッグエンディアン順におけるオクテット文字列として表される）このCREATE_CHILD_SA交換の短命のDiffie-Hellman交換から秘密とNi及びNRであります任意のヘッダを剥奪2つのナンスがあります。
The old and new IKE SA may have selected a different PRF. Because the rekeying exchange belongs to the old IKE SA, it is the old IKE SA's PRF that is used to generate SKEYSEED.
古いものと新しいIKE SAは異なるPRFを選択している場合があります。再入力交換が古いIKE SAに属しているので、それはSKEYSEEDを生成するために使用されている古いIKE SAのPRFです。
The main reason for rekeying the IKE SA is to ensure that the compromise of old keying material does not provide information about the current keys, or vice versa. Therefore, implementations MUST perform a new Diffie-Hellman exchange when rekeying the IKE SA. In other words, an initiator MUST NOT propose the value "NONE" for the Diffie-Hellman transform, and a responder MUST NOT accept such a proposal. This means that a successful exchange rekeying the IKE SA always includes the KEi/KEr payloads.
IKE SAを再入力するための主な理由は、古い鍵素材の妥協が現在のキー、またはその逆の情報を提供しないことを確実にするためです。 IKE SAを再入力するときしたがって、実装は、新しいDiffie-Hellman交換を実行しなければなりません。言い換えれば、イニシエータは、ディフィー・ヘルマンのための「NONE」は変換しない値を提案してはならない、とレスポンダは、そのような提案を受け入れてはいけません。これは、IKE SAを再入力成功交換は常にたKEi / KERペイロードが含まれていることを意味します。
The new IKE SA MUST reset its message counters to 0.
新しいIKE SAが0にそのメッセージカウンタをリセットする必要があります。
SK_d, SK_ai, SK_ar, SK_ei, and SK_er are computed from SKEYSEED as specified in Section 2.14, using SPIi, SPIr, Ni, and Nr from the new exchange, and using the new IKE SA's PRF.
SK_d、SK_ai、SK_ar、SK_ei、およびSK_、えー、新しい交流からSPII、SPIR、ニッケル、およびNrとを使用して、新しいIKE SAのPRFを使用して、2.14に指定されているようSKEYSEEDから計算されます。
Most commonly occurring in the endpoint-to-security-gateway scenario, an endpoint may need an IP address in the network protected by the security gateway and may need to have that address dynamically assigned. A request for such a temporary address can be included in any request to create a Child SA (including the implicit request in message 3) by including a CP payload. Note, however, it is usual to only assign one IP address during the IKE_AUTH exchange. That address persists at least until the deletion of the IKE SA.
最も一般的にエンドポイント・ツー・セキュリティ・ゲートウェイのシナリオで発生した、エンドポイントは、セキュリティゲートウェイで保護されたネットワーク内でIPアドレスが必要になることがあり、そのアドレスが動的に割り当てられている必要があります。そのような一時的アドレスに対する要求がCPペイロードを含めることによって（メッセージ3に暗黙の要求を含む）子SAを作成するための要求に含めることができます。しかし、それだけでIKE_AUTH交換中に1つのIPアドレスを割り当てることが通常である、注意してください。このアドレスは、少なくともIKE SAを削除するまで持続します。
This function provides address allocation to an IPsec Remote Access Client (IRAC) trying to tunnel into a network protected by an IPsec Remote Access Server (IRAS). Since the IKE_AUTH exchange creates an IKE SA and a Child SA, the IRAC MUST request the IRAS-controlled address (and optionally other information concerning the protected network) in the IKE_AUTH exchange. The IRAS may procure an address for the IRAC from any number of sources such as a DHCP/BOOTP (Bootstrap Protocol) server or its own address pool.
この機能は、IPsecリモートアクセスサーバー（IRAS）によって保護されたネットワークへのトンネルにしようとIPsecリモートアクセスクライアント（IRAC）へのアドレス割り当てを提供します。 IKE_AUTH交換は、IKE SAと子SAを作成するので、IRACは、IKE_AUTH交換におけるIRAS制御アドレス（および保護されたネットワークに関する任意に他の情報）を要求しなければなりません。 IRASは、DHCP / BOOTP（ブートストラッププロトコル）サーバ又は自身のアドレスプールのような任意の数のソースからIRACのアドレスを調達することができます。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SK {IDi, [CERT,]
[CERTREQ,] [IDr,] AUTH,
CP(CFG_REQUEST), SAi2,
TSi, TSr} -->
<-- HDR, SK {IDr, [CERT,] AUTH,
CP(CFG_REPLY), SAr2,
TSi, TSr}
In all cases, the CP payload MUST be inserted before the SA payload. In variations of the protocol where there are multiple IKE_AUTH exchanges, the CP payloads MUST be inserted in the messages containing the SA payloads.
すべての場合において、CPペイロードはSAペイロードの前に挿入する必要があります。複数IKE_AUTH交換があるプロトコルの変形例では、CPペイロードは、SAペイロードを含むメッセージに挿入されなければなりません。
CP(CFG_REQUEST) MUST contain at least an INTERNAL_ADDRESS attribute (either IPv4 or IPv6) but MAY contain any number of additional attributes the initiator wants returned in the response.
CP（CFG_REQUEST）は、少なくともINTERNAL_ADDRESS属性（IPv4またはIPv6のいずれか）を含まなければならないが、追加の任意の数のイニシエータが応答で返さたい属性を含むかもしれません。
For example, message from initiator to responder:
例えば、イニシエータからレスポンダへのメッセージ：
CP(CFG_REQUEST)= INTERNAL_ADDRESS() TSi = (0, 0-65535,0.0.0.0-255.255.255.255) TSr = (0, 0-65535,0.0.0.0-255.255.255.255)
CP（CFG_REQUEST）= INTERNAL_ADDRESS（）をTSi =（0、0-65535,0.0.0.0-255.255.255.255）TSrを=（0、0-65535,0.0.0.0-255.255.255.255）
NOTE: Traffic Selectors contain (protocol, port range, address range).
注：トラフィックセレクタは（プロトコル、ポート範囲、アドレス範囲）を含有します。
Message from responder to initiator:
レスポンダーからイニシエータへのメッセージ：
CP(CFG_REPLY)= INTERNAL_ADDRESS(192.0.2.202) INTERNAL_NETMASK(255.255.255.0) INTERNAL_SUBNET(192.0.2.0/255.255.255.0) TSi = (0, 0-65535,192.0.2.202-192.0.2.202) TSr = (0, 0-65535,192.0.2.0-192.0.2.255)
CP（CFG_REPLY）= INTERNAL_ADDRESS（192.0.2.202）INTERNAL_NETMASK（255.255.255.0）INTERNAL_SUBNET（192.0.2.0/255.255.255.0）をTSi =（0、0-65535,192.0.2.202-192.0.2.202）TSrを=（0,0 -65535,192.0.2.0-192.0.2.255）
All returned values will be implementation dependent. As can be seen in the above example, the IRAS MAY also send other attributes that were not included in CP(CFG_REQUEST) and MAY ignore the non-mandatory attributes that it does not support.
すべての戻り値は実装に依存するだろう。上記の例から分かるように、IRASはまた、CP（CFG_REQUEST）に含まれていないし、それがサポートしていない非必須属性を無視できる他の属性を送信することができます。
The responder MUST NOT send a CFG_REPLY without having first received a CP(CFG_REQUEST) from the initiator, because we do not want the IRAS to perform an unnecessary configuration lookup if the IRAC cannot process the REPLY.
レスポンダはIRACがREPLYを処理できない場合、我々はIRASが不要な構成ルックアップを実行したくないので、まず、イニシエータからCP（CFG_REQUEST）を受けなくてもCFG_REPLYを送ってはいけません。
In the case where the IRAS's configuration requires that CP be used for a given identity IDi, but IRAC has failed to send a CP(CFG_REQUEST), IRAS MUST fail the request, and terminate the Child SA creation with a FAILED_CP_REQUIRED error. The FAILED_CP_REQUIRED is not fatal to the IKE SA; it simply causes the Child SA creation to fail. The initiator can fix this by later starting a new Configuration payload request. There is no associated data in the FAILED_CP_REQUIRED error.
IRASの構成はCPが与えられたアイデンティティをIDiのために使用されている必要がありますが、IRACがCP（CFG_REQUEST）を送信するために失敗した場合には、IRASは、要求を失敗し、FAILED_CP_REQUIREDエラーと子SAの作成を終えなければなりません。 FAILED_CP_REQUIREDは、IKE SAに致命的ではありません。それは単に子供SAの作成は失敗します。イニシエータは、後で新しいConfigurationペイロード要求を開始することでこの問題を解決することができます。 FAILED_CP_REQUIREDエラーには関連するデータはありません。
An IKE peer wishing to inquire about the other peer's IKE software version information MAY use the method below. This is an example of a configuration request within an INFORMATIONAL exchange, after the IKE SA and first Child SA have been created.
他のピアのIKEソフトウェアバージョン情報について問い合わせしたいIKEピアは、以下の方法を使用することができます。 IKE SAと最初の子SAを作成した後、これは、INFORMATIONAL交換内の構成要求の一例です。
An IKE implementation MAY decline to give out version information prior to authentication or even after authentication in case some implementation is known to have some security weakness. In that case, it MUST either return an empty string or no CP payload if CP is not supported.
IKEの実装は、いくつかの実装がいくつかのセキュリティ上の弱点を持っていることが知られている場合には、認証前に、あるいは認証後のバージョン情報を提供するために低下する可能性があります。 CPがサポートされていない場合、その場合には、それはどちらか、空の文字列または全くCPペイロードを返さなければなりません。
Initiator Responder
-------------------------------------------------------------------
HDR, SK{CP(CFG_REQUEST)} -->
<-- HDR, SK{CP(CFG_REPLY)}
CP(CFG_REQUEST)= APPLICATION_VERSION("")
CP（CFG_REQUEST）= APPLICATION_VERSION（ ""）
CP(CFG_REPLY) APPLICATION_VERSION("foobar v1.3beta, (c) Foo Bar Inc.")
CP（CFG_REPLY）APPLICATION_VERSION（ "foobarというのv1.3beta、（c）はフーバー社"）
There are many kinds of errors that can occur during IKE processing. The general rule is that if a request is received that is badly formatted, or unacceptable for reasons of policy (such as no matching cryptographic algorithms), the response contains a Notify payload indicating the error. The decision whether or not to send such a response depends whether or not there is an authenticated IKE SA.
IKE処理中に発生するエラーの多くの種類があります。一般的なルールは、応答は、エラーを示す通知ペイロードを含む、要求を受信した場合にはひどくフォーマット、または（例えば、ノーマッチング暗号アルゴリズムのような）ポリシーの理由のために容認できないことです。このような応答を送信するために決定かどうかは、認証されたIKE SAがあるかどうかによって決まります。
If there is an error parsing or processing a response packet, the general rule is to not send back any error message because responses should not generate new requests (and a new request would be the only way to send back an error message). Such errors in parsing or processing response packets should still cause the recipient to clean up the IKE state (for example, by sending a Delete for a bad SA).
エラーの解析や応答パケットを処理している場合は、一般的なルールは、応答が新しい要求を生成してはならない（と新しい要求がエラーメッセージを返送するための唯一の方法だろう）ので、すべてのエラーメッセージを返送しないことです。構文解析や処理の応答パケットにおけるこのようなエラーは、まだ受信者が（例えば、悪いSAのために削除を送信することにより）IKEの状態をクリーンアップするようになります。
Only authentication failures (AUTHENTICATION_FAILED and EAP failure) and malformed messages (INVALID_SYNTAX) lead to a deletion of the IKE SA without requiring an explicit INFORMATIONAL exchange carrying a Delete payload. Other error conditions MAY require such an exchange if policy dictates that this is needed. If the exchange is terminated with EAP Failure, an AUTHENTICATION_FAILED notification is not sent.
のみ認証失敗（AUTHENTICATION_FAILED及びEAP失敗）と不正なメッセージ（INVALID_SYNTAX）が削除ペイロードを運ぶ明示INFORMATIONAL交換を必要とせずに、IKE SAの欠失をもたらします。ポリシーは、これが必要であると規定した場合、他のエラー条件は、このような交換が必要な場合があります。交換はEAP失敗で終了する場合、AUTHENTICATION_FAILED通知が送信されません。
Errors that occur before a cryptographically protected IKE SA is established need to be handled very carefully. There is a trade-off between wanting to help the peer to diagnose a problem and thus responding to the error and wanting to avoid being part of a DoS attack based on forged messages.
暗号で保護IKE SAが確立される前に発生したエラーは、非常に慎重に処理する必要があります。問題を診断するためにピアを手助けしたいので、エラーへの対応や偽造メッセージに基づいてDoS攻撃の一部であることを回避したいとの間にトレードオフがあります。
In an IKE_SA_INIT exchange, any error notification causes the exchange to fail. Note that some error notifications such as COOKIE, INVALID_KE_PAYLOAD or INVALID_MAJOR_VERSION may lead to a subsequent successful exchange. Because all error notifications are completely unauthenticated, the recipient should continue trying for some time before giving up. The recipient should not immediately act based on the error notification unless corrective actions are defined in this specification, such as for COOKIE, INVALID_KE_PAYLOAD, and INVALID_MAJOR_VERSION.
IKE_SA_INIT交換では、任意のエラー通知は、交換が失敗します。このようCOOKIE、INVALID_KE_PAYLOADまたはINVALID_MAJOR_VERSIONなどいくつかのエラー通知は、その後の成功の交流につながる可能性があることに注意してください。すべてのエラー通知が完全に認証されていますので、受信者があきらめる前に、しばらくの間しようとし続けるべきです。是正処置は、本明細書で定義されていない限り、受信者は、直ちに、そのようなCOOKIE、INVALID_KE_PAYLOAD、およびINVALID_MAJOR_VERSION用として、エラー通知に基づいて行動するべきではありません。
All errors that occur in an IKE_AUTH exchange, causing the authentication to fail for whatever reason (invalid shared secret, invalid ID, untrusted certificate issuer, revoked or expired certificate, etc.) SHOULD result in an AUTHENTICATION_FAILED notification. If the error occurred on the responder, the notification is returned in the protected response, and is usually the only payload in that response. Although the IKE_AUTH messages are encrypted and integrity protected, if the peer receiving this notification has not authenticated the other end yet, that peer needs to treat the information with caution.
何らかの理由（無効な共有秘密、不正なID、信頼できない証明書発行、失効したか、期限が切れた証明書など）のために失敗した認証を引き起こしIKE_AUTH交換で発生するすべてのエラーは、AUTHENTICATION_FAILED通知を生じるはずです。エラーが応答者に発生した場合は、通知が保護された応答で返され、通常、その応答ペイロードのみです。 IKE_AUTHメッセージが暗号化と整合性が保護されていますが、この通知を受けたピアはまだもう一方の端を認証していない場合、そのピアは、慎重に情報を処理する必要があります。
If the error occurs on the initiator, the notification MAY be returned in a separate INFORMATIONAL exchange, usually with no other payloads. This is an exception for the general rule of not starting new exchanges based on errors in responses.
エラーがイニシエータで発生した場合、通知は通常ありません、他のペイロードと、別のINFORMATIONAL交換で返されることがあります。これは、応答でエラーに基づいて、新たな交流を開始していないの一般的なルールの例外です。
Note, however, that request messages that contain an unsupported critical payload, or where the whole message is malformed (rather than just bad payload contents), MUST be rejected in their entirety, and MUST only lead to an UNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOAD or INVALID_SYNTAX Notification sent as a response. The receiver should not verify the payloads related to authentication in this case.
ただし、サポートされていない重要なペイロードが含まれている、またはメッセージ全体が（というだけで悪いペイロードの内容よりも）不正な形式である場合には、その全体が拒絶されなければならないことを要求メッセージに注意してください、とだけとして送信UNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOADまたはINVALID_SYNTAX通知につながるなければなりません。応答。受信機は、この場合には、認証に関連するペイロードを検証するべきではありません。
If authentication has succeeded in the IKE_AUTH exchange, the IKE SA is established; however, establishing the Child SA or requesting configuration information may still fail. This failure does not automatically cause the IKE SA to be deleted. Specifically, a responder may include all the payloads associated with authentication (IDr, CERT, and AUTH) while sending error notifications for the piggybacked exchanges (FAILED_CP_REQUIRED, NO_PROPOSAL_CHOSEN, and so on), and the initiator MUST NOT fail the authentication because of this. The initiator MAY, of course, for reasons of policy later delete such an IKE SA.
認証はIKE_AUTH交換に成功した場合は、IKE SAが確立されています。ただし、子SAを確立するか、コンフィギュレーション情報を要求することは、まだ失敗することがあります。この障害は、自動的にIKE SAが削除されることはありません。具体的には、レスポンダは、ピギーバック交換（FAILED_CP_REQUIRED、NO_PROPOSAL_CHOSENなど）のためにエラー通知を送信し、イニシエータが、このために認証に失敗してはいけませんしながら、認証（IDR、CERT、およびAUTH）に関連付けられたすべてのペイロードを含んでいてもよいです。イニシエータMAYは、当然のことながら、政策上の理由から、後に、このようなIKE SAを削除します。
In an IKE_AUTH exchange, or in the INFORMATIONAL exchange immediately following it (in case an error happened when processing a response to IKE_AUTH), the UNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOAD, INVALID_SYNTAX, and AUTHENTICATION_FAILED notifications are the only ones to cause the IKE SA to be deleted or not created, without a Delete payload. Extension documents may define new error notifications with these semantics, but MUST NOT use them unless the peer has been shown to understand them, such as by using the Vendor ID payload.
IKE_AUTH交換、または情報の交換ですぐに（IKE_AUTHへの応答を処理するとき場合にはエラーが起こった）、それを以下では、UNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOAD、INVALID_SYNTAX、およびAUTHENTICATION_FAILEDの通知は、IKE SAが削除または作成されていないことが原因とする唯一のものです、削除ペイロードなし。拡張文書は、これらのセマンティクスを持つ新しいエラー通知を定義するかもしれませんが、ピアがそれらを理解することが示されていない限り、このようなベンダーIDペイロードを使用するなど、それらを使用してはなりません。
After the IKE SA is authenticated, all requests having errors MUST result in a response notifying about the error.
IKE SAが認証された後、エラーを持つすべての要求は、エラーに関する通知応答をもたらさなければなりません。
In normal situations, there should not be cases where a valid response from one peer results in an error situation in the other peer, so there should not be any reason for a peer to send error messages to the other end except as a response. Because sending such error messages as an INFORMATIONAL exchange might lead to further errors that could cause loops, such errors SHOULD NOT be sent. If errors are seen that indicate that the peers do not have the same state, it might be good to delete the IKE SA to clean up state and start over.
通常の状況では、他のピアのエラー状況で1つのピア結果から有効な応答例があってはならないので、応答などを除き、他端にエラーメッセージを送信するためのピアのためいかなる理由があってはなりません。 INFORMATIONAL交換のようなエラーメッセージを送信すると、ループが発生する可能性があり、さらにエラーを引き起こす可能性があるため、このようなエラーを送るべきではありません。エラーがピアが同じ状態を持っていないことを示していることが見られる場合は、状態をクリーンアップして最初からやり直すためにIKE SAを削除するには良いかもしれません。
If a peer parsing a request notices that it is badly formatted (after it has passed the message authentication code checks and window checks) and it returns an INVALID_SYNTAX notification, then this error notification is considered fatal in both peers, meaning that the IKE SA is deleted without needing an explicit Delete payload.
要求を解析するピアが（それはメッセージ認証コードをチェックし、ウィンドウのチェックを通過した後に）、それがひどくフォーマットされていることを通知し、それがINVALID_SYNTAX通知を返す場合、このエラー通知は、IKE SAであることを意味し、両方のピアに致命的であると考えられます明示的な削除ペイロードを必要とせずに削除しました。
A node needs to limit the rate at which it will send messages in response to unprotected messages.
ノードは、それが保護されていないメッセージへの応答でメッセージを送信する速度を制限する必要があります。
If a node receives a message on UDP port 500 or 4500 outside the context of an IKE SA known to it (and the message is not a request to start an IKE SA), this may be the result of a recent crash of the node. If the message is marked as a response, the node can audit the suspicious event but MUST NOT respond. If the message is marked as a request, the node can audit the suspicious event and MAY send a response. If a response is sent, the response MUST be sent to the IP address and port from where it came with the same IKE SPIs and the Message ID copied. The response MUST NOT be cryptographically protected and MUST contain an INVALID_IKE_SPI Notify payload. The INVALID_IKE_SPI notification indicates an IKE message was received with an unrecognized destination SPI; this usually indicates that the recipient has rebooted and forgotten the existence of an IKE SA.
ノードは、それに知られているIKE SAのコンテキスト外UDPポート500または4500でメッセージを受信する（メッセージがIKE SAを開始するための要求でない）場合、これはノードの最近のクラッシュの結果であり得ます。メッセージが応答としてマークされている場合、ノードは、不審なイベントを監査することができますが、応じてはいけません。メッセージは要求としてマークされている場合、ノードは、不審なイベントを監査することができ、応答を送信することができます。応答が送信された場合、応答は、それがコピーされた同じIKEのSPIおよびメッセージIDに付属しているところから、IPアドレスとポートに送らなければなりません。応答が暗号で保護されてはならないとペイロードを通知INVALID_IKE_SPIを含まなければなりません。 INVALID_IKE_SPI通知は、IKEメッセージが認識されていない宛先SPIで受信されたことを示します。これは通常、受信者が再起動し、IKE SAの存在を忘れていることを示しています。
A peer receiving such an unprotected Notify payload MUST NOT respond and MUST NOT change the state of any existing SAs. The message might be a forgery or might be a response that a genuine correspondent was tricked into sending. A node should treat such a message (and also a network message like ICMP destination unreachable) as a hint that there might be problems with SAs to that IP address and should initiate a liveness check for any such IKE SA. An implementation SHOULD limit the frequency of such tests to avoid being tricked into participating in a DoS attack.
そのような保護されていない通知ペイロードを受信したピアが応答しなければなりません、そして、既存のSAの状態を変更しないでください。メッセージは偽造かもしれませんか、本物の特派送信だまされたことに応答かもしれません。ノードがそのIPアドレスへのSAに問題があるかもしれないし、そのようなIKE SAのライブネス・チェックを開始すべきであるというヒントのようなメッセージ（また到達不能ICMP宛先のようなネットワーク・メッセージ）を治療すべきです。実装は、DoS攻撃に参加するようにだまされることを避けるために、このようなテストの頻度を制限する必要があります。
If an error occurs outside the context of an IKE request (e.g., the node is getting ESP messages on a nonexistent SPI), the node SHOULD initiate an INFORMATIONAL exchange with a Notify payload describing the problem.
エラーがIKE要求（例えば、ノードが存在しないSPI上のESPメッセージを取得している）の文脈外で発生した場合、ノードは、問題を説明する通知ペイロードを持つINFORMATIONAL交換を開始すべきです。
A node receiving a suspicious message from an IP address (and port, if NAT traversal is used) with which it has an IKE SA SHOULD send an IKE Notify payload in an IKE INFORMATIONAL exchange over that SA. The recipient MUST NOT change the state of any SAs as a result, but may wish to audit the event to aid in diagnosing malfunctions.
それはIKE SAがそのSA上IKE INFORMATIONAL交換ペイロードを通知IKEを送信すべきである持っていると（NATトラバーサルが使用される場合、ポート）IPアドレスからの疑わしいメッセージを受信するノード。受信者は、結果として任意のSAの状態を変更してはいけませんが、誤動作を診断するためのイベントを監査することもできます。
Use of IP Compression [IP-COMP] can be negotiated as part of the setup of a Child SA. While IP Compression involves an extra header in each packet and a compression parameter index (CPI), the virtual "compression association" has no life outside the ESP or AH SA that contains it. Compression associations disappear when the corresponding ESP or AH SA goes away. It is not explicitly mentioned in any Delete payload.
IP圧縮[IP-COMP]を使用すると、子供SAのセットアップの一部として交渉することができます。 IP圧縮は各パケット内の余分なヘッダ圧縮パラメータインデックス（CPI）が含まれますが、仮想の「圧縮協会は」それを含むESPまたはAH SA以外では生命を持っていません。対応ESPまたはAH SAがなくなったときに圧縮団体が消えます。これは、明示的に削除ペイロードに記載されていません。
Negotiation of IP Compression is separate from the negotiation of cryptographic parameters associated with a Child SA. A node requesting a Child SA MAY advertise its support for one or more compression algorithms through one or more Notify payloads of type IPCOMP_SUPPORTED. This Notify message may be included only in a message containing an SA payload negotiating a Child SA and indicates a willingness by its sender to use IPComp on this SA. The response MAY indicate acceptance of a single compression algorithm with a Notify payload of type IPCOMP_SUPPORTED. These payloads MUST NOT occur in messages that do not contain SA payloads.
IP圧縮の交渉は子供SAに関連付けられた暗号パラメータの交渉とは別です。子SAを要求するノードは、1つを介して1つまたは複数の圧縮アルゴリズムのためのサポートをアドバタイズ以上タイプIPCOMP_SUPPORTEDのペイロードを通知してもよいです。この通知メッセージは、子SAのネゴシエーションSAペイロードを含むメッセージに含まれており、このSA上のIPCompを使用するように、その送信者によって意欲を示してもよいです。応答はタイプIPCOMP_SUPPORTEDの通知ペイロードを持つ単一の圧縮アルゴリズムの受け入れを指示することができます。これらのペイロードは、SAペイロードを含まないメッセージで発生してはなりません。
The data associated with this Notify message includes a two-octet IPComp CPI followed by a one-octet Transform ID optionally followed by attributes whose length and format are defined by that Transform ID. A message proposing an SA may contain multiple IPCOMP_SUPPORTED notifications to indicate multiple supported algorithms. A message accepting an SA may contain at most one.
この通知メッセージに関連付けられたデータは、必要に応じて、その長さおよびフォーマット変換そのIDによって定義された属性に続く1オクテット変換IDに続く2オクテットのIPComp CPIを含みます。 SAを提案するメッセージは、複数のサポートされているアルゴリズムを示すために、複数のIPCOMP_SUPPORTED通知を含んでいてもよいです。 SAメッセージ受付は多くても1つに含まれていてもよいです。
The Transform IDs are listed here. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
トランスフォームIDがここに記載されています。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Name Number Defined In
-------------------------------------
IPCOMP_OUI 1
IPCOMP_DEFLATE 2 RFC 2394
IPCOMP_LZS 3 RFC 2395
IPCOMP_LZJH 4 RFC 3051
Although there has been discussion of allowing multiple compression algorithms to be accepted and to have different compression algorithms available for the two directions of a Child SA, implementations of this specification MUST NOT accept an IPComp algorithm that was not proposed, MUST NOT accept more than one, and MUST NOT compress using an algorithm other than one proposed and accepted in the setup of the Child SA.
受け入れられると子SAの二つの方向のために利用可能な異なる圧縮アルゴリズムを有するように、複数の圧縮アルゴリズムを可能にする議論があったが、提案されなかったのIPCompアルゴリズムを受け入れてはいけません、この仕様の実装は、複数を受け入れてはいけません、と提案したもの以外のアルゴリズムを使用して圧縮し、子SAの設定で受け入れてはなりません。
A side effect of separating the negotiation of IPComp from cryptographic parameters is that it is not possible to propose multiple cryptographic suites and propose IP Compression with some of them but not others.
暗号パラメータからのIPCompの交渉を分離する副作用は、複数の暗号スイートを提案し、そのうちのいくつかではなく、他の人とIP圧縮を提案することができないことです。
In some cases, Robust Header Compression (ROHC) may be more appropriate than IP Compression. [ROHCV2] defines the use of ROHC with IKEv2 and IPsec.
いくつかのケースでは、ロバストヘッダ圧縮（ROHC）は、IP圧縮より適切かもしれません。 【ROHCV2]のIKEv2およびIPsecでROHCの使用を規定します。
Network Address Translation (NAT) gateways are a controversial subject. This section briefly describes what they are and how they are likely to act on IKE traffic. Many people believe that NATs are evil and that we should not design our protocols so as to make them work better. IKEv2 does specify some unintuitive processing rules in order that NATs are more likely to work.
ネットワークアドレス変換（NAT）ゲートウェイは論争の対象となっています。このセクションでは、簡単に彼らが何であるかを説明し、それらがどのようにIKEトラフィックに作用する可能性があります。多くの人々は、NATのは悪であることを、彼らがより良い仕事になるように私たちは私たちのプロトコルを設計するべきではないと信じています。 IKEv2のは、NATのが仕事する可能性が高いことを順番にいくつかの直感的処理規則を指定しません。
NATs exist primarily because of the shortage of IPv4 addresses, though there are other rationales. IP nodes that are "behind" a NAT have IP addresses that are not globally unique, but rather are assigned from some space that is unique within the network behind the NAT but that are likely to be reused by nodes behind other NATs. Generally, nodes behind NATs can communicate with other nodes behind the same NAT and with nodes with globally unique addresses, but not with nodes behind other NATs. There are exceptions to that rule. When those nodes make connections to nodes on the real Internet, the
他の理論的根拠があるもののNATは、主にIPv4アドレスの不足の存在します。 「背後」NATあるIPノードがグローバルに一意でないIPアドレスを持っているのではなく、NATの背後にあるネットワーク内で一意であるいくつかの空間から割り当てられたが、それは、他のNATの背後にあるノードによって再利用される可能性が高いされています。一般的には、NATの背後にあるノードはなく、他のNATの背後にあるノードと、同じNATの背後にあると、グローバルに一意なアドレスを持つノードと他のノードと通信することができます。その規則には例外があります。これらのノードは、実際のインターネット上のノードへの接続を行う場合には、
NAT gateway "translates" the IP source address to an address that will be routed back to the gateway. Messages to the gateway from the Internet have their destination addresses "translated" to the internal address that will route the packet to the correct endnode.
NATゲートウェイは、ゲートウェイに戻ってルーティングされますアドレスへの送信元IPアドレスを「翻訳します」。インターネットからのゲートウェイへのメッセージは意志ルート正しいエンドノードにパケット内部アドレスに「翻訳」その宛先アドレスを持っています。
NATs are designed to be "transparent" to endnodes. Neither software on the node behind the NAT nor the node on the Internet requires modification to communicate through the NAT. Achieving this transparency is more difficult with some protocols than with others. Protocols that include IP addresses of the endpoints within the payloads of the packet will fail unless the NAT gateway understands the protocol and modifies the internal references as well as those in the headers. Such knowledge is inherently unreliable, is a network layer violation, and often results in subtle problems.
NATのは、エンドノードへの「透明」になるように設計されています。 NATやインターネット上のノードの背後にあるノード上のどちらのソフトウェアは、NATを介して通信するために変更する必要があります。この透明性を達成することは他の人と比べて、いくつかのプロトコルではより困難です。 NATゲートウェイプロトコルを理解し、ヘッダーのものと同様に内部参照を変更しない限り、パケットのペイロード内のエンドポイントのIPアドレスを含むプロトコルが失敗します。このような知識は、本質的に信頼できないネットワーク層違反である、としばしば微妙な問題になります。
Opening an IPsec connection through a NAT introduces special problems. If the connection runs in transport mode, changing the IP addresses on packets will cause the checksums to fail and the NAT cannot correct the checksums because they are cryptographically protected. Even in tunnel mode, there are routing problems because transparently translating the addresses of AH and ESP packets requires special logic in the NAT and that logic is heuristic and unreliable in nature. For that reason, IKEv2 will use UDP encapsulation of IKE and ESP packets. This encoding is slightly less efficient but is easier for NATs to process. In addition, firewalls may be configured to pass UDP-encapsulated IPsec traffic but not plain, unencapsulated ESP/AH or vice versa.
NATを通してIPsec接続を開くと、特別な問題を紹介します。接続は、トランスポートモードで実行する場合、パケットにIPアドレスを変更すると、チェックサムが失敗する原因になりますと、彼らは暗号で保護されているため、NATは、チェックサムを修正することはできません。透過AHとESPパケットのアドレスを変換するNATでの特別なロジックを必要とし、そのロジックは、ヒューリスティックと自然の中で信頼性が低いためであってもトンネルモードでは、ルーティングの問題があります。そのため、IKEv2のは、IKEおよびESPパケットのUDPカプセル化を使用します。このエンコーディングは、わずかに小さく、効率的であるが、プロセスへのNATのために簡単です。また、ファイアウォールは、UDPカプセル化IPsecトラフィックではなく、普通、カプセル化されていないESP / AHまたはその逆を通過させるように構成されてもよいです。
It is a common practice of NATs to translate TCP and UDP port numbers as well as addresses and use the port numbers of inbound packets to decide which internal node should get a given packet. For this reason, even though IKE packets MUST be sent to and from UDP port 500 or 4500, they MUST be accepted coming from any port and responses MUST be sent to the port from whence they came. This is because the ports may be modified as the packets pass through NATs. Similarly, IP addresses of the IKE endpoints are generally not included in the IKE payloads because the payloads are cryptographically protected and could not be transparently modified by NATs.
これは、TCPとUDPのポート番号だけでなく、アドレスを変換し、内部ノードが所定のパケットを取得する必要がありますかを決定するために着信パケットのポート番号を使用するのNAT一般的です。このため、IKEパケットはUDPポート500または4500へとから送らなければなりませんにもかかわらず、彼らは任意のポートと応答から来る受け入れなければならない、彼らが来てそこからポートに送らなければなりません。パケットがNATを通過するようにポートを変更することができるからです。ペイロードが暗号で保護されており、透過のNATによって変更することができなかったので、同様に、IKEのエンドポイントのIPアドレスは、一般に、IKEペイロードに含まれていません。
Port 4500 is reserved for UDP-encapsulated ESP and IKE. An IPsec endpoint that discovers a NAT between it and its correspondent (as described below) MUST send all subsequent traffic from port 4500, which NATs should not treat specially (as they might with port 500).
ポート4500は、UDPカプセル化ESPとIKEのために予約されています。 （後述のように）それとその通信員の間でNATを発見するのIPsecエンドポイントは、NATのは、（彼らはポート500で可能性があるため）、特別に扱うべきではないポート4500から、後続のすべてのトラフィックを送らなければなりません。
An initiator can use port 4500 for both IKE and ESP, regardless of whether or not there is a NAT, even at the beginning of IKE. When either side is using port 4500, sending ESP with UDP encapsulation is not required, but understanding received UDP-encapsulated ESP packets is required. UDP encapsulation MUST NOT be done on port 500. If Network Address Translation Traversal (NAT-T) is supported (that is, if NAT_DETECTION_*_IP payloads were exchanged during IKE_SA_INIT), all devices MUST be able to receive and process both UDP-encapsulated ESP and non-UDP-encapsulated ESP packets at any time. Either side can decide whether or not to use UDP encapsulation for ESP irrespective of the choice made by the other side. However, if a NAT is detected, both devices MUST use UDP encapsulation for ESP.
イニシエータはさえIKEの初めにかかわらず、NATがあるかどうかの、IKEおよびESPの両方のためにポート4500を使用することができます。どちらの側が必要とされていないUDPカプセル化を使用してESP送信、ポート4500を使用しているが、理解はUDPカプセル化ESPパケットを受信するときに必要です。ネットワーク変換トラバーサル（NAT-T）に対処した場合UDPカプセル化は、ポート500上で行われてはならない（NAT_DETECTION _ * _ IPペイロードをIKE_SA_INIT中に交換された場合には、ある）がサポートされ、すべてのデバイスは、UDPカプセル化の両方を受信し、処理できなければなりませんESPといつでも非UDPカプセル化ESPパケット。どちらの側には関係なく、他の側で行った選択のESPのUDPカプセル化を使用するかどうかを決定することができます。 NATが検出された場合は、両方のデバイスは、ESPのUDPカプセル化を使用しなければなりません。
The specific requirements for supporting NAT traversal [NATREQ] are listed below. Support for NAT traversal is optional. In this section only, requirements listed as MUST apply only to implementations supporting NAT traversal.
NATトラバーサル[NATREQ]をサポートするための特定の要件は以下のとおりです。 NATトラバーサルのサポートはオプションです。唯一のこのセクションでは、と記載されている要件は、NATトラバーサルをサポートする実装にのみ適用されますしなければなりません。
o Both the IKE initiator and responder MUST include in their IKE_SA_INIT packets Notify payloads of type NAT_DETECTION_SOURCE_IP and NAT_DETECTION_DESTINATION_IP. Those payloads can be used to detect if there is NAT between the hosts, and which end is behind the NAT. The location of the payloads in the IKE_SA_INIT packets is just after the Ni and Nr payloads (before the optional CERTREQ payload).
O IKEイニシエータとレスポンダの両方がタイプNAT_DETECTION_SOURCE_IPとNAT_DETECTION_DESTINATION_IPのペイロードを通知し、それらのIKE_SA_INITパケットに含まなければなりません。それらのペイロードがNATのホスト間で、かつ端部がNATの背後にあるかどうかを検出するために使用することができます。 IKE_SA_INITパケットにおけるペイロードの位置だけのNiおよびNRペイロード（オプションCERTREQペイロード前）の後です。
o The data associated with the NAT_DETECTION_SOURCE_IP notification is a SHA-1 digest of the SPIs (in the order they appear in the header), IP address, and port from which this packet was sent. There MAY be multiple NAT_DETECTION_SOURCE_IP payloads in a message if the sender does not know which of several network attachments will be used to send the packet.
O NAT_DETECTION_SOURCE_IP通知に関連付けられたデータは、このパケットを送信した（これらは、ヘッダに現れる順序で）のSPIのSHA-1ダイジェスト、IPアドレス、およびポートです。送信側がパケットを送信するために使用されるいくつかのネットワークの添付ファイルのどの知らない場合、メッセージに複数のNAT_DETECTION_SOURCE_IPペイロードがある可能性があります。
o The data associated with the NAT_DETECTION_DESTINATION_IP notification is a SHA-1 digest of the SPIs (in the order they appear in the header), IP address, and port to which this packet was sent.
O NAT_DETECTION_DESTINATION_IP通知に関連付けられたデータは、このパケットが送信された（これらは、ヘッダに現れる順序で）のSPIのSHA-1ダイジェスト、IPアドレス、およびポートです。
o The recipient of either the NAT_DETECTION_SOURCE_IP or NAT_DETECTION_DESTINATION_IP notification MAY compare the supplied value to a SHA-1 hash of the SPIs, source or recipient IP address (respectively), address, and port, and if they don't match, it SHOULD enable NAT traversal. In the case there is a mismatch of the NAT_DETECTION_SOURCE_IP hash with all of the NAT_DETECTION_SOURCE_IP payloads received, the recipient MAY reject the connection attempt if NAT traversal is not supported. In the case of a mismatching NAT_DETECTION_DESTINATION_IP hash, it means that the system receiving the NAT_DETECTION_DESTINATION_IP payload is behind a NAT and that system SHOULD start sending keepalive packets as defined in [UDPENCAPS]; alternately, it MAY reject the connection attempt if NAT traversal is not supported.
oをNAT_DETECTION_SOURCE_IP又はNAT_DETECTION_DESTINATION_IP通知のいずれかの受信者は、SHA-1のSPI、ソース又は受信者IPアドレス（それぞれ）のハッシュ、アドレス、およびポートに供給された値を比較して、それらが一致しない場合、それは有効にしてくださいNATトラバーサル。 NATトラバーサルがサポートされていないときにペイロードを受信NAT_DETECTION_SOURCE_IPのすべてとNAT_DETECTION_SOURCE_IPハッシュの不一致がある、受信者は、接続の試行を拒否することがあります。ミスマッチNAT_DETECTION_DESTINATION_IPハッシュの場合には、NAT_DETECTION_DESTINATION_IPペイロードを受信するシステムがNATの背後にあり、[UDPENCAPS]で定義されるように、そのシステムは、キープアライブパケットの送信を開始しなければならないことを意味します。 NATトラバーサルがサポートされていない場合、交互に、それは、接続の試行を拒否することがあります。
o If none of the NAT_DETECTION_SOURCE_IP payload(s) received matches the expected value of the source IP and port found from the IP header of the packet containing the payload, it means that the system sending those payloads is behind a NAT (i.e., someone along the route changed the source address of the original packet to match the address of the NAT box). In this case, the system receiving the payloads should allow dynamic updates of the other systems' IP address, as described later.
NAT_DETECTION_SOURCE_IPペイロード（S）のいずれも受信していないIPアドレスとポートは、ペイロードを含むパケットのIPヘッダから見つかったソースの期待値と一致する場合は、O、それはそれらのペイロードを送信するシステムは、（NATの背後すなわち、誰かに沿っていることを意味しますルート）NATボックスのアドレスと一致するオリジナルのパケットの送信元アドレスを変更しました。後述するように、この場合に、ペイロードを受信したシステムは、他のシステムのIPアドレスの動的更新を可能にすべきです。
o The IKE initiator MUST check the NAT_DETECTION_SOURCE_IP or NAT_DETECTION_DESTINATION_IP payloads if present, and if they do not match the addresses in the outer packet, MUST tunnel all future IKE and ESP packets associated with this IKE SA over UDP port 4500.
O IKEイニシエータが存在する場合NAT_DETECTION_SOURCE_IPまたはNAT_DETECTION_DESTINATION_IPペイロードをチェックし、しなければならない彼らは、外のパケット、MUSTトンネルにUDPポート4500を介して、このIKE SAに関連付けられているすべての将来のIKEおよびESPパケットのアドレスと一致しない場合。
o To tunnel IKE packets over UDP port 4500, the IKE header has four octets of zero prepended and the result immediately follows the UDP header. To tunnel ESP packets over UDP port 4500, the ESP header immediately follows the UDP header. Since the first four octets of the ESP header contain the SPI, and the SPI cannot validly be zero, it is always possible to distinguish ESP and IKE messages.
UDPポート4500上のトンネルのIKEパケットにO、IKEヘッダはゼロプリペンドの4つのオクテットを有しており、結果が直ちにUDPヘッダの後に続きます。 UDPポート4500上のトンネルESPパケットに、ESPヘッダは直ちにUDPヘッダの後に続きます。 ESPヘッダの最初の4つのオクテットSPIを含み、SPIが有効にゼロにすることはできませんので、ESPとIKEメッセージを区別することが常に可能です。
o Implementations MUST process received UDP-encapsulated ESP packets even when no NAT was detected.
O実装にはNATが検出されなかった場合でも、受信したUDPカプセル化ESPパケットを処理しなければなりません。
o The original source and destination IP address required for the transport mode TCP and UDP packet checksum fixup (see [UDPENCAPS]) are obtained from the Traffic Selectors associated with the exchange. In the case of transport mode NAT traversal, the Traffic Selectors MUST contain exactly one IP address, which is then used as the original IP address. This is covered in greater detail in Section 2.23.1.
トランスポート・モード・TCPとUDPパケットのチェックサムフィックスアップのために必要な元のソースおよび宛先IPアドレス、O（[UDPENCAPS]参照）の交換に関連するトラフィックセレクタから得られます。トランスポートモードNATトラバーサルの場合、トラフィックセレクタは、元のIPアドレスとして使用される正確に一つのIPアドレスを、含まれていなければなりません。これは、セクション2.23.1に、より詳細に覆われています。
o There are cases where a NAT box decides to remove mappings that are still alive (for example, the keepalive interval is too long, or the NAT box is rebooted). This will be apparent to a host if it receives a packet whose integrity protection validates, but has a different port, address, or both from the one that was associated with the SA in the validated packet. When such a validated packet is found, a host that does not support other methods of recovery such as IKEv2 Mobility and Multihoming (MOBIKE) [MOBIKE], and that is not behind a NAT, SHOULD send all packets (including retransmission packets) to the IP address and port in the validated packet, and SHOULD store this as the new address and port combination for the SA (that is, they SHOULD dynamically update the address). A host behind a NAT SHOULD NOT do this type of dynamic address update if a validated packet has different port and/or address values because it opens a possible DoS attack (such as allowing an attacker to break the connection with a single packet). Also, dynamic address update should only be done in response to a new packet; otherwise, an attacker can revert the addresses with old replayed packets. Because of this, dynamic updates can only be done safely if replay protection is enabled. When IKEv2 is used with MOBIKE, dynamically updating the addresses described above interferes with MOBIKE's way of recovering from the same situation. See Section 3.8 of [MOBIKE] for more information.
O NATボックスがまだ生きているマッピングを削除することを決定した例がある（例えば、キープアライブ間隔が長すぎる、またはNATボックスが再起動されます）。それはその完全性保護を検証しますが、別のポート、アドレス、または検証パケットにSAに関連付けられた1からの両方を持つパケットを受信した場合、これはホストには明らかであろう。こうした検証パケットが発見された場合、そのようなIKEv2のモビリティとマルチホーミング（MOBIKE）[MOBIKE]など回復の他の方法をサポートしておらず、それがNATの背後ではないんホストがに（再送パケットを含む）すべてのパケットを送信すべきですIPアドレスおよび検証パケットのポート、およびSAのための新しいアドレスとポートの組み合わせとしてこれを保存する必要があります（つまり、彼らは動的にアドレスを更新する必要があります）。それは（そのような攻撃者は、単一のパケットとの接続を切断することが可能など）の可能なDoS攻撃を開きますので、検証パケットが別のポートおよび/またはアドレス値を持っている場合、NATの背後にあるホストは、動的アドレス更新のこのタイプをすべきではありません。また、動的アドレスの更新が唯一の新しいパケットに応じて行われるべきです。そうでない場合、攻撃者は古いリプレイパケットにアドレスを元に戻すことができます。リプレイ防御が有効になっている場合このため、動的更新のみを安全に行うことができます。 IKEv2のがMOBIKEで使用される場合、動的に上記のアドレスを更新すると、同じような状況から回復のMOBIKEの道を妨げます。詳細については、[MOBIKE]の3.8節を参照してください。
Transport mode used with NAT Traversal requires special handling of the Traffic Selectors used in the IKEv2. The complete scenario looks like:
NATトラバーサルで使用するトランスポートモードは、IKEv2のに使用されるトラフィックセレクタの特別な処理を必要とします。完全なシナリオは次のようになります。
+------+ +------+ +------+ +------+
|Client| IP1 | NAT | IPN1 IPN2 | NAT | IP2 |Server|
|node |<------>| A |<---------->| B |<------->| |
+------+ +------+ +------+ +------+
(Other scenarios are simplifications of this complex case, so this discussion uses the complete scenario.)
（他のシナリオは、この複雑なケースの単純化されているので、この議論は、完全なシナリオを使用します。）
In this scenario, there are two address translating NATs: NAT A and NAT B. NAT A is a dynamic NAT that maps the client's source address IP1 to IPN1. NAT B is a static NAT configured so that connections coming to IPN2 address are mapped to the gateway's address IP2, that is, IPN2 destination address is mapped to IP2. This allows the client to connect to a server by connecting to the IPN2. NAT B does not necessarily need to be a static NAT, but the client needs to know how to connect to the server, and it can only do that if it somehow knows the outer address of the NAT B, that is, the IPN2 address. If NAT B is a static NAT, then its address can be configured to the client's configuration. Another option would be to find it using some other protocol (like DNS), but that is outside of scope of IKEv2.
このシナリオでは、2つのアドレスの変換のNATがある：NAT AとNAT B. NAT AはIPN1に、クライアントの送信元アドレスIP1をマップするダイナミックNATです。 NAT BがIPN2アドレスに来る接続は、ゲートウェイのアドレスIP2にマッピングされるように構成された静的NATである、すなわち、IPN2宛先アドレスがIP2にマッピングされています。これは、クライアントがIPN2に接続することによって、サーバーに接続することができます。 NAT Bは必ずしも静的NATである必要はありませんが、クライアントがサーバーに接続する方法を知っている必要があり、それはそれが何らかの形でNAT Bの外側のアドレスを知っていれば、それは、IPN2アドレスであることを行うことができます。 NAT Bが静的NATの場合、そのアドレスは、クライアントの設定に設定することができます。別のオプションは、それが（DNSなどの）いくつかの他のプロトコルを使用して見つけることであろうが、それはのIKEv2の範囲外です。
In this scenario, both the client and server are configured to use transport mode for the traffic originating from the client node and destined to the server.
このシナリオでは、クライアントとサーバの両方がクライアント・ノードから発信されたトラフィックの転送モードを使用するように構成され、サーバに宛て。
When the client starts creating the IKEv2 SA and Child SA for sending traffic to the server, it may have a triggering packet with source IP address of IP1, and a destination IP address of IPN2. Its Peer Authorization Database (PAD) and SPD needs to have a configuration matching those addresses (or wildcard entries covering them).
クライアントがサーバーへのトラフィックを送信するためのIKEv2 SAと子SAの作成を開始するとき、それはIP1の送信元IPアドレス、およびIPN2の宛先IPアドレスを持つトリガーパケットを有することができます。ピア認証データベース（PAD）とSPDはこれらのアドレス（またはそれらをカバーするワイルドカードエントリ）に一致する形状を持っている必要があります。
Because this is transport mode, it uses exactly same addresses as the Traffic Selectors and outer IP address of the IKE packets. For transport mode, it MUST use exactly one IP address in the TSi and TSr payloads. It can have multiple Traffic Selectors if it has, for example, multiple port ranges that it wants to negotiate, but all TSi entries must use the IP1-IP1 range as the IP addresses, and all TSr entries must have the IPN2-IPN2 range as IP addresses. The first Traffic Selector of TSi and TSr SHOULD have very specific Traffic Selectors including protocol and port numbers, such as from the packet triggering the request.
これは、トランスポートモードであるので、トラフィックセレクタとIKEパケットの外側IPアドレスとまったく同じアドレスを使用しています。トランスポートモードの場合、それはをTSiとTSrをペイロードに正確に一つのIPアドレスを使用する必要があります。それは、例えば、複数のポートは、それが交渉したいと範囲をしている場合は、複数のトラフィックセレクタを持つことができますが、すべてのTSIのエントリは、IPアドレスとしてIP1-IP1の範囲を使用しなければならない、とすべてのTSRエントリはIPN2-IPN2範囲などを持っている必要がありますIPアドレス。 TSiれ、TSRの最初のトラフィックセレクタは、このような要求をトリガパケットからのようなプロトコルとポート番号を含む、非常に特定のトラフィックセレクタを有しているべきです。
NAT A will then replace the source address of the IKE packet from IP1 to IPN1, and NAT B will replace the destination address of the IKE packet from IPN2 to IP2, so when the packet arrives to the server it will still have the exactly same Traffic Selectors that were sent by the client, but the IP address of the IKE packet has been replaced by IPN1 and IP2.
NAT Aはその後IPN1にIP1からIKEパケットの送信元アドレスに置き換えられます、とNAT Bは、IP2へIPN2からIKEパケットの宛先アドレスに置き換えられますので、パケットがサーバーに到着したとき、それはまだ正確に同じトラフィックを持っていますクライアントから送信されたが、IKEパケットのIPアドレスがIPN1とIP2に置き換えられましたセレクタ。
When the server receives this packet, it normally looks in the Peer Authorization Database (PAD) described in RFC 4301 [IPSECARCH] based on the ID and then searches the SPD based on the Traffic Selectors. Because IP1 does not really mean anything to the server (it is the address client has behind the NAT), it is useless to do a lookup based on that if transport mode is used. On the other hand, the server cannot know whether transport mode is allowed by its policy before it finds the matching SPD entry.
サーバはこのパケットを受信すると、それは通常、IDに基づいて、RFC 4301 [IPSECARCH]で説明ピア認証データベース（PAD）で検索し、トラフィックセレクタに基づいてSPDを検索します。 IP1が本当にサーバーには何の意味もないので、トランスポートモードが使用されている場合はそれに基づいて検索を行うには無用である、（それはアドレスのクライアントがNATの背後に持っています）。一方、サーバは、それが一致するSPDエントリを見つける前に、トランスポートモードは、そのポリシーで許可されているかどうかを知ることができません。
In this case, the server should first check that the initiator requested transport mode, and then do address substitution on the Traffic Selectors. It needs to first store the old Traffic Selector IP addresses to be used later for the incremental checksum fixup (the IP address in the TSi can be stored as the original source address and the IP address in the TSr can be stored as the original destination address). After that, if the other end was detected as being behind a NAT, the server replaces the IP address in TSi payloads with the IP address obtained from the source address of the IKE packet received (that is, it replaces IP1 in TSi with IPN1). If the server's end was detected to be behind NAT, it replaces the IP address in the TSr payloads with the IP address obtained from the destination address of the IKE packet received (that is, it replaces IPN2 in TSr with IP2).
この場合、サーバは、最初のイニシエータが転送モードを要求していることを確認した後、トラフィックセレクタ上のアドレス置換を行う必要があります。これは、（TSI内のIPアドレスは、元のソースアドレスとして保存することができ、TSRのIPアドレスは、元の宛先アドレスとして保存することができる最初の古いトラフィックセレクタIPは増分チェックサムフィックスアップのために、後に使用するアドレスを格納する必要があります）。他端はNATの背後にあるとして検出された場合、その後、サーバは、IKEパケットの送信元アドレスから取得したIPアドレスとのTSIペイロードにIPアドレスを置き換える（すなわち、それはIPN1とをTSiにIP1を置き換えて）受信。サーバの端がNATの背後にあることが検出された場合、それは（それがIP2とTSRのIPN2を置き換える、つまり）受信したIKEパケットの宛先アドレスから取得したIPアドレスを持つのTSRペイロードにIPアドレスを置き換えます。
After this address substitution, both the Traffic Selectors and the IKE UDP source/destination addresses look the same, and the server does SPD lookup based on those new Traffic Selectors. If an entry is found and it allows transport mode, then that entry is used. If an entry is found but it does not allow transport mode, then the server MAY undo the address substitution and redo the SPD lookup using the original Traffic Selectors. If the second lookup succeeds, the server will create an SA in tunnel mode using real Traffic Selectors sent by the other end.
このアドレス置換した後、トラフィックセレクタとIKE UDP送信元/宛先アドレスの両方が同じように見え、そしてサーバはSPDのルックアップ、これらの新しいトラフィックセレクタに基づいありません。エントリが見つかり、それがトランスポートモードを許可する場合、そのエントリが使用されます。エントリが発見されたが、それはトランスポートモードを許可しない場合、サーバは、アドレス置換を元に戻すと、元のトラフィックセレクタを使用してSPD検索をやり直してもよい（MAY）。第2のルックアップが成功すると、サーバーは、もう一方の端によって送信された実際のトラフィックセレクタを使用してトンネルモードでSAが作成されます。
This address substitution in transport mode is needed because the SPD is looked up using the addresses that will be seen by the local host. This also will make sure the Security Association Database (SAD) entries for the tunnel exit checks and return packets is added using the addresses as seen by the local operating system stack.
SPDは、ローカルホストで見られるアドレスを使用して検索されているため、トランスポートモードでこのアドレス置換が必要とされています。これはまた、ローカル・オペレーティング・システム・スタックで見られるように、トンネル出口のチェックとリターンパケットのセキュリティアソシエーションデータベース（SAD）エントリがアドレスを使用して追加されていることを確認します。
The most common case is that the server's SPD will contain wildcard entries matching any addresses, but this also allows making different SPD entries, for example, for different known NATs' outer addresses.
最も一般的なケースでは、サーバのSPDは、任意のアドレスに一致するワイルドカードエントリが含まれるということですが、これはまた、異なる既知のNATの外側のアドレスのために、例えば、異なるSPDエントリを作成することができます。
After the SPD lookup, the server will do Traffic Selector narrowing based on the SPD entry it found. It will again use the already substituted Traffic Selectors, and it will thus send back Traffic Selectors having IPN1 and IP2 as their IP addresses; it can still narrow down the protocol number or port ranges used by the Traffic Selectors. The SAD entry created for the Child SA will have the addresses as seen by the server, namely IPN1 and IP2.
SPD検索した後、サーバーは、それが見つかったSPDエントリに基づいて狭く交通セレクタを行います。それは再び、すでに置換トラフィックセレクタを使用します、そしてそれは、このように自分のIPアドレスとしてIPN1とIP2を持つトラフィックセレクタを返送します。それはまだトラフィックセレクタが使用するプロトコル番号またはポート範囲を絞り込むことができます。サーバー、つまりIPN1とIP2で見られるように子供SA用に作成されたSADエントリはアドレスを持っています。
When the client receives the server's response to the Child SA, it will do similar processing. If the transport mode SA was created, the client can store the original returned Traffic Selectors as original source and destination addresses. It will replace the IP addresses in the Traffic Selectors with the ones from the IP header of the IKE packet: it will replace IPN1 with IP1 and IP2 with IPN2. Then, it will use those Traffic Selectors when verifying the SA against sent Traffic Selectors, and when installing the SAD entry.
クライアントは、子供SAに対するサーバの応答を受け取ると、それは同様の処理を行います。トランスポートモードSAが作成された場合、クライアントは元のソースおよび宛先アドレスとして、元返されたトラフィックセレクタを保存することができます。これは、IKEパケットのIPヘッダからのものとトラフィックセレクタ内のIPアドレスに置き換えられます：それはIPN2とIP1とIP2とIPN1に置き換えられます。 SADエントリをインストールする際に送信されたトラフィックセレクタに対してSAを検証し、そしてときに、それはそれらのトラフィックセレクタを使用します。
A summary of the rules for NAT traversal in transport mode is:
トランスポートモードでのNATトラバーサルのためのルールの概要は次のとおりです。
For the client proposing transport mode:
トランスポートモードを提案し、クライアントの場合：
- The TSi entries MUST have exactly one IP address, and that MUST match the source address of the IKE SA.
- のTSIエントリは、1つのIPアドレスを持っている必要があり、それはIKE SAの送信元アドレスと一致する必要があります。
- The TSr entries MUST have exactly one IP address, and that MUST match the destination address of the IKE SA.
- のTSRのエントリは、1つのIPアドレスを持っている必要があり、それはIKE SAの送信先アドレスと一致する必要があります。
- The first TSi and TSr Traffic Selectors SHOULD have very specific Traffic Selectors including protocol and port numbers, such as from the packet triggering the request.
- 最初のをTSiおよびTSrをトラフィックセレクタは、このような要求をトリガパケットからのようなプロトコルとポート番号を含む、非常に特定のトラフィックセレクタを有しているべきです。
- There MAY be multiple TSi and TSr entries.
- 複数をTSiれ、TSRのエントリがあるかもしれません。
- If transport mode for the SA was selected (that is, if the server included USE_TRANSPORT_MODE notification in its response):
- （サーバーが応答しUSE_TRANSPORT_MODE通知を含める場合には、である）SAの転送モードを選択した場合：
- Store the original Traffic Selectors as the received source and destination address.
- 受信された送信元と送信先アドレスとして、元のトラフィックセレクタを保管してください。
- If the server is behind a NAT, substitute the IP address in the TSr entries with the remote address of the IKE SA.
- サーバがNATの背後にある場合、IKE SAのリモートアドレスとのTSRエントリ内のIPアドレスに置き換えてください。
- If the client is behind a NAT, substitute the IP address in the TSi entries with the local address of the IKE SA.
- クライアントがNATの背後にある場合、IKE SAのローカルアドレスでのTSIエントリ内のIPアドレスに置き換えてください。
- Do address substitution before using those Traffic Selectors for anything other than storing original content of them. This includes verification that Traffic Selectors were narrowed correctly by the other end, creation of the SAD entry, and so on.
- それらのオリジナルコンテンツを格納する以外の目的で、これらのトラフィックセレクタを使用する前に、アドレス置換を行います。これには、トラフィックセレクタが、もう一方の端で正しく絞り込まれたことを確認、SADエントリの作成などが含まれます。
For the responder, when transport mode is proposed by client:
トランスポートモードは、クライアントによって提案された応答者について：
- Store the original Traffic Selector IP addresses as received source and destination address, in case undo address substitution is needed, to use as the "real source and destination address" specified by [UDPENCAPS], and for TCP/UDP checksum fixup.
- [UDPENCAPS]で指定された「本当の送信元と送信先アドレス」として使用するために、アドレスの置換が必要とされて元に戻す場合には、受信された送信元と送信先アドレスとして、元のトラフィックセレクタIPアドレスを保存し、TCPのために/ UDPチェックサムフィックスアップ。
- If the client is behind a NAT, substitute the IP address in the TSi entries with the remote address of the IKE SA.
- クライアントがNATの背後にある場合、IKE SAのリモートアドレスでのTSIエントリ内のIPアドレスに置き換えてください。
- If the server is behind a NAT, substitute the IP address in the TSr entries with the local address of the IKE SA.
- サーバがNATの背後にある場合、IKE SAのローカルアドレスでのTSRエントリ内のIPアドレスに置き換えてください。
- Do PAD and SPD lookup using the ID and substituted Traffic Selectors.
- IDを使用して、PADとSPD検索を行うと、トラフィックセレクタを置換。
- If no SPD entry was found, or if found SPD entry does not allow transport mode, undo the Traffic Selector substitutions. Do PAD and SPD lookup again using the ID and original Traffic Selectors, but also searching for tunnel mode SPD entry (that is, fall back to tunnel mode).
- 何のSPDエントリが見つからない、または見つかったSPDエントリは、トランスポートモードを許可しない場合、トラフィックセレクタの置換を元に戻すされた場合。 （つまり、トンネルモードにフォールバックされます）を再度IDとオリジナルのトラフィックセレクタを使用して、だけでなく、トンネルモードのSPDエントリを探し、PADとSPDのルックアップを行います。
- However, if a transport mode SPD entry was found, do normal traffic selection narrowing based on the substituted Traffic Selectors and SPD entry. Use the resulting Traffic Selectors when creating SAD entries, and when sending Traffic Selectors back to the client.
- トランスポートモードのSPDエントリが見つかった場合は、置換トラフィックセレクタとSPDエントリに基づいて狭く通常のトラフィックの選択を行います。 SADエントリを作成するときに、バッククライアントへのトラフィックセレクタを送信すると、得られるトラフィックセレクタを使用してください。
When IPsec tunnels behave as originally specified in [IPSECARCH-OLD], ECN usage is not appropriate for the outer IP headers because tunnel decapsulation processing discards ECN congestion indications to the detriment of the network. ECN support for IPsec tunnels for IKEv1- based IPsec requires multiple operating modes and negotiation (see [ECN]). IKEv2 simplifies this situation by requiring that ECN be usable in the outer IP headers of all tunnel mode Child SAs created by IKEv2. Specifically, tunnel encapsulators and decapsulators for all tunnel mode SAs created by IKEv2 MUST support the ECN full-functionality option for tunnels specified in [ECN] and MUST implement the tunnel encapsulation and decapsulation processing specified in [IPSECARCH] to prevent discarding of ECN congestion indications.
IPsecトンネルは、最初に[IPSECARCH-OLD]で指定振る舞うとき、トンネルカプセル化解除処理はネットワークを犠牲にECN輻輳指示を破棄するので、ECNの使用は、外側IPヘッダには適していません。 IKEv1-ベースのIPsecのIPsecトンネルのECNのサポートは、複数の動作モードとのネゴシエーション（[ECN]参照）が必要です。 IKEv2は、ECNがのIKEv2によって作成されたすべてのトンネルモードチャイルドSAの外側のIPヘッダに使用可能であることを要求することによって、この状況を簡素化します。具体的には、[ECN]で指定されたトンネルのECNフル機能のオプションをサポートしなければならないとECN輻輳表示の廃棄を防ぐために[IPSECARCH]で指定されたトンネルカプセル化及びデカプセル化処理を実装しなければならないのIKEv2によって作成されたすべてのトンネルモードSAのトンネルカプセル化装置とdecapsulators 。
Because IKEv2 exchanges can be initiated by either peer, it is possible that two exchanges affecting the same SA partly overlap. This can lead to a situation where the SA state information is temporarily not synchronized, and a peer can receive a request that it cannot process in a normal fashion.
IKEv2の交換がいずれかのピアによって開始することができるので、同じSAに影響を与える2人の交流が一部重複する可能性があります。これは、SA状態情報を一時的に同期されていない状況につながることができ、ピアは、それが通常の方法で処理できない要求を受信することができます。
Obviously, using a window size greater than 1 leads to more complex situations, especially if requests are processed out of order. This section concentrates on problems that can arise even with a window size of 1, and recommends solutions.
明らかに、より複雑な状況に1点のより大きいリードをウィンドウサイズを使用して要求を順不同で処理している場合は特に。このセクションでは、さらに1のウィンドウサイズで発生する可能性の問題に集中し、解決策を推奨しています。
A TEMPORARY_FAILURE notification SHOULD be sent when a peer receives a request that cannot be completed due to a temporary condition such as a rekeying operation. When a peer receives a TEMPORARY_FAILURE notification, it MUST NOT immediately retry the operation; it MUST wait so that the sender may complete whatever operation caused the temporary condition. The recipient MAY retry the request one or more times over a period of several minutes. If a peer continues to receive TEMPORARY_FAILURE on the same IKE SA after several minutes, it SHOULD conclude that the state information is out of sync and close the IKE SA.
ピアはこのようなリキー動作として一時的な状態に完了することができない要求を受信したときTEMPORARY_FAILURE通知が送信されるべきです。ピアがTEMPORARY_FAILURE通知を受信すると、それはすぐに操作を再試行してはなりません。送信者が一時的な状態の原因となったものは何でも操作が完了できるように、それは待たなければなりません。受信者は、数分の期間にわたって要求を1回以上再試行するかもしれません。ピアが、数分後に同じIKE SAのTEMPORARY_FAILUREを受信し続けた場合は、状態情報が同期していないと結論し、IKE SAを閉じる必要があります。
A CHILD_SA_NOT_FOUND notification SHOULD be sent when a peer receives a request to rekey a Child SA that does not exist. The SA that the initiator attempted to rekey is indicated by the SPI field in the Notify payload, which is copied from the SPI field in the REKEY_SA notification. A peer that receives a CHILD_SA_NOT_FOUND notification SHOULD silently delete the Child SA (if it still exists) and send a request to create a new Child SA from scratch (if the Child SA does not yet exist).
ピアが存在しない子SAをリキーするための要求を受信した場合CHILD_SA_NOT_FOUND通知が送信されるべきです。イニシエータがリキーしようとSAはREKEY_SA通知にSPIフィールドからコピーされた通知ペイロードにSPIフィールドによって示されます。 CHILD_SA_NOT_FOUND通知を受けたピアは黙って子SAを削除する（それがまだ存在する場合）及び（託児SAがまだ存在しない場合）、ゼロから新しい子SAを作成するための要求を送るべきです。
If a peer receives a request to rekey a Child SA that it is currently trying to close, it SHOULD reply with TEMPORARY_FAILURE. If a peer receives a request to rekey a Child SA that it is currently rekeying, it SHOULD reply as usual, and SHOULD prepare to close redundant SAs later based on the nonces (see Section 2.8.1). If a peer receives a request to rekey a Child SA that does not exist, it SHOULD reply with CHILD_SA_NOT_FOUND.
ピアは、現在閉鎖しようとしている子供SAキーを再生成するための要求を受信した場合、それはTEMPORARY_FAILUREで応答すべきです。ピアは、現在再入力されてその子SAをリキーする要求を受信した場合、それは通常どおり応答べきであり、冗長SAが後ノンス（セクション2.8.1を参照）に基づいて、閉じるように準備する必要があります。ピアが存在しない子SAキーを再生成するための要求を受信した場合、それはCHILD_SA_NOT_FOUNDで応答すべきです。
If a peer receives a request to close a Child SA that it is currently trying to close, it SHOULD reply without a Delete payload (see Section 1.4.1). If a peer receives a request to close a Child SA that it is currently rekeying, it SHOULD reply as usual, with a Delete payload. If a peer receives a request to close a Child SA that does not exist, it SHOULD reply without a Delete payload.
ピアは、現在閉鎖しようとしている子SAをクローズする要求を受信した場合、それは削除ペイロード（1.4.1項を参照）をせずに返信すべきです。ピアは、それが現在再入力されていることを子供SAをクローズする要求を受信した場合、それは削除ペイロードで、いつものように答えるべきです。ピアが存在しない子SAをクローズする要求を受信した場合、それは削除ペイロードなしで返信すべきです。
If a peer receives a request to rekey the IKE SA, and it is currently creating, rekeying, or closing a Child SA of that IKE SA, it SHOULD reply with TEMPORARY_FAILURE.
ピアは、IKE SAをリキーする要求を受信し、それが現在、キー更新を作成する、またはそのIKE SAの子SAを閉じている場合、それはTEMPORARY_FAILUREで応答すべきです。
If a peer receives a request to rekey an IKE SA that it is currently rekeying, it SHOULD reply as usual, and SHOULD prepare to close redundant SAs and move inherited Child SAs later based on the nonces (see Section 2.8.2). If a peer receives a request to rekey an IKE SA that it is currently trying to close, it SHOULD reply with TEMPORARY_FAILURE.
ピアは、現在再入力されていることをIKE SAをリキーする要求を受信した場合、それは（セクション2.8.2を参照）、通常どおり応答べきであり、冗長SAを閉じ、以降のナンスに基づいて継承された子SAを移動させるために準備する必要があります。ピアは、現在閉鎖しようとしているIKE SAキーを再生成するための要求を受信した場合、それはTEMPORARY_FAILUREで応答すべきです。
If a peer receives a request to close an IKE SA that it is currently rekeying, it SHOULD reply as usual, and forget about its own rekeying request. If a peer receives a request to close an IKE SA that it is currently trying to close, it SHOULD reply as usual, and forget about its own close request.
ピアは、それが現在再入力されていることIKE SAをクローズする要求を受信した場合、それはいつものように返答し、独自のキーの再発行要求を忘れるべきです。ピアは、現在閉鎖しようとしているIKE SAをクローズする要求を受信した場合、それはいつものように返答し、独自のクローズ要求を忘れるべきです。
If a peer receives a request to create or rekey a Child SA when it is currently rekeying the IKE SA, it SHOULD reply with TEMPORARY_FAILURE. If a peer receives a request to delete a Child SA when it is currently rekeying the IKE SA, it SHOULD reply as usual, with a Delete payload.
ピアは、それが現在IKE SAを再入力された子SAを作成したり、キーの再生成するための要求を受信した場合、それはTEMPORARY_FAILUREで応答すべきです。ピアは、それが現在IKE SAを再入力された子SAを削除する要求を受信した場合、それは削除ペイロードで、いつものように答えるべきです。
In the tables in this section, some cryptographic primitives and configuration attributes are marked as "UNSPECIFIED". These are items for which there are no known specifications and therefore interoperability is currently impossible. A future specification may describe their use, but until such specification is made, implementations SHOULD NOT attempt to use items marked as "UNSPECIFIED" in implementations that are meant to be interoperable.
このセクションの表では、いくつかの暗号プリミティブと構成属性は「UNSPECIFIED」としてマークされています。これらは、そのためにそこには知られている仕様ではないため、相互運用性は現在不可能であるアイテムです。将来の仕様では、それらの使用を記述してもよいが、そのような仕様が行われるまで、実装は、相互運用可能であることを意味しているの実装で「UNSPECIFIED」としてマークされたアイテムを使用することを試みるべきではありません。
IKE messages use UDP ports 500 and/or 4500, with one IKE message per UDP datagram. Information from the beginning of the packet through the UDP header is largely ignored except that the IP addresses and UDP ports from the headers are reversed and used for return packets. When sent on UDP port 500, IKE messages begin immediately following the UDP header. When sent on UDP port 4500, IKE messages have prepended four octets of zero. These four octets of zeros are not part of the IKE message and are not included in any of the length fields or checksums defined by IKE. Each IKE message begins with the IKE header, denoted HDR in this document. Following the header are one or more IKE payloads each identified by a "Next Payload" field in the preceding payload. Payloads are identified in the order in which they appear in an IKE message by looking in the "Next Payload" field in the IKE header, and subsequently according to the "Next Payload" field in the IKE payload itself until a "Next Payload" field of zero indicates that no payloads follow. If a payload of type "Encrypted" is found, that payload is decrypted and its contents parsed as additional payloads. An Encrypted payload MUST be the last payload in a packet and an Encrypted payload MUST NOT contain another Encrypted payload.
IKEメッセージは、UDPデータグラムごとにIKEメッセージで、UDPポート500及び/又は4500を使用します。 UDPヘッダによるパケットの先頭からの情報は、主にヘッダからIPアドレスとUDPポートが逆転し、戻りパケットに使用されていることを除いて無視されます。 UDPポート500に送信された場合、IKEメッセージは、UDPヘッダの直後に始まります。 UDPポート4500に送信された場合、IKEメッセージはゼロの4つのオクテットを先頭に付加しています。ゼロのこれらの4つのオクテットは、IKEメッセージの一部ではなく、IKEによって定義された長さフィールドまたはチェックサムのいずれかに含まれていません。各IKEメッセージは、この文書でHDRを表す、IKEヘッダーで始まります。ヘッダに続いて、前のペイロードに「次ペイロード」フィールドによって識別される1つのまたは複数のIKEペイロード各あります。ペイロードは「次ペイロード」フィールドまでIKEペイロード自体にIKEヘッダ内の「次ペイロード」フィールドを調べて、それらがIKEメッセージに表示される順序で識別され、続いて「次ペイロード」フィールドに従ってれますゼロのないペイロードが続かないことを示しています。タイプ「暗号化」のペイロードが見つかった場合、そのペイロードを解読し、その内容は、付加的なペイロードとして解析されます。暗号化されたペイロードは、パケットの最後のペイロードでなければならないと暗号化されたペイロードは、別の暗号化されたペイロードを含めることはできません。
The responder's SPI in the header identifies an instance of an IKE Security Association. It is therefore possible for a single instance of IKE to multiplex distinct sessions with multiple peers, including multiple sessions per peer.
ヘッダー内の応答者のSPIはIKEセキュリティアソシエーションのインスタンスを識別します。 IKEの単一のインスタンスは、ピアごとに複数のセッションを含む複数のピアとの別個のセッションを多重化することがことが可能です。
All multi-octet fields representing integers are laid out in big endian order (also known as "most significant byte first", or "network byte order").
整数を表すすべてのマルチオクテットのフィールドは、（また、「最も重要な最初のバイト」、または「ネットワークバイト順序」として知られている）ビッグエンディアン順に配置されています。
The format of the IKE header is shown in Figure 4.
IKEヘッダのフォーマットは、図4に示されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| IKE SA Initiator's SPI |
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| IKE SA Responder's SPI |
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload | MjVer | MnVer | Exchange Type | Flags |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Message ID |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 4: IKE Header Format
図4：IKEヘッダー形式
o Initiator's SPI (8 octets) - A value chosen by the initiator to identify a unique IKE Security Association. This value MUST NOT be zero.
OイニシエータのSPI（8つのオクテット） - ユニークなIKEセキュリティアソシエーションを識別するために、イニシエータによって選択された値。この値がゼロであってはなりません。
o Responder's SPI (8 octets) - A value chosen by the responder to identify a unique IKE Security Association. This value MUST be zero in the first message of an IKE initial exchange (including repeats of that message including a cookie).
OレスポンダのSPI（8つのオクテット） - ユニークなIKEセキュリティアソシエーションを識別するために応答者によって選ばれた値。この値は、（クッキーを含むそのメッセージの反復を含む）IKE初期の交換の最初のメッセージでゼロでなければなりません。
o Next Payload (1 octet) - Indicates the type of payload that immediately follows the header. The format and value of each payload are defined below.
O次にペイロード（1つのオクテット） - 直ちにヘッダに続くペイロードのタイプを示します。各ペイロードのフォーマットと値を以下に定義します。
o Major Version (4 bits) - Indicates the major version of the IKE protocol in use. Implementations based on this version of IKE MUST set the major version to 2. Implementations based on previous versions of IKE and ISAKMP MUST set the major version to 1. Implementations based on this version of IKE MUST reject or ignore messages containing a version number greater than 2 with an INVALID_MAJOR_VERSION notification message as described in Section 2.5.
Oメジャーバージョン（4ビット） - 使用中のIKEプロトコルのメジャーバージョンを示します。 IKEのこのバージョンに基づく実装IKEのこのバージョンに基づく1実施にメジャーバージョンを設定しなければならないIKEとISAKMPの以前のバージョンに基づいて、前記実装にメジャーバージョンを設定しなければなりませんがより大きいバージョン番号を含むメッセージを拒否又は無視しなければなりませんINVALID_MAJOR_VERSION通知メッセージを2セクション2.5に記載されているように。
o Minor Version (4 bits) - Indicates the minor version of the IKE protocol in use. Implementations based on this version of IKE MUST set the minor version to 0. They MUST ignore the minor version number of received messages.
Oマイナーバージョン（4ビット） - 使用中のIKEプロトコルのマイナーバージョンを示します。 IKEのこのバージョンに基づく実装は、受信したメッセージのマイナーバージョン番号を無視しなければなりません0にマイナーバージョンを設定しなければなりません。
o Exchange Type (1 octet) - Indicates the type of exchange being used. This constrains the payloads sent in each message in an exchange. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
O交換タイプ（1つのオクテット） - 使用されている為替のタイプを示します。これは、交換で、各メッセージで送信されたペイロードを制約します。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Exchange Type Value
----------------------------------
IKE_SA_INIT 34
IKE_AUTH 35
CREATE_CHILD_SA 36
INFORMATIONAL 37
o Flags (1 octet) - Indicates specific options that are set for the message. Presence of options is indicated by the appropriate bit in the flags field being set. The bits are as follows:
Oフラグ（1つのオクテット） - メッセージに設定されている特定のオプションを示します。オプションの存在は、フラグフィールドに適切なビットをセットすることによって示されています。次のようにビットです。
+-+-+-+-+-+-+-+-+
|X|X|R|V|I|X|X|X|
+-+-+-+-+-+-+-+-+
In the description below, a bit being 'set' means its value is '1', while 'cleared' means its value is '0'. 'X' bits MUST be cleared when sending and MUST be ignored on receipt.
以下の説明では、「セット」されているビットは「クリア」しながら、その値が「1」であることを意味し、その値が「0」であることを意味します。 「X」のビットが送信するときにきれいにしなければなりません、領収書の上で無視しなければなりません。
* R (Response) - This bit indicates that this message is a response to a message containing the same Message ID. This bit MUST be cleared in all request messages and MUST be set in all responses. An IKE endpoint MUST NOT generate a response to a message that is marked as being a response (with one exception; see Section 2.21.2).
* R（応答） - このビットは、このメッセージが同じメッセージIDを含むメッセージに対する応答であることを示しています。このビットは、すべての要求メッセージでクリアする必要がありますし、すべての応答に設定しなければなりません。 IKE終点は（;セクション2.21.2を参照してください一つの例外を除いて）、応答としてマークされたメッセージに対する応答を生成してはなりません。
* V (Version) - This bit indicates that the transmitter is capable of speaking a higher major version number of the protocol than the one indicated in the major version number field. Implementations of IKEv2 MUST clear this bit when sending and MUST ignore it in incoming messages.
* V（バージョン） - このビットは、送信機は、メジャーバージョン番号フィールドに示されているものよりもプロトコルのより高いメジャーバージョン番号を話すことが可能であることを示しています。 IKEv2のの実装は、送信するときに、このビットをクリアしなければならなくて、受信メッセージでそれを無視しなければなりません。
* I (Initiator) - This bit MUST be set in messages sent by the original initiator of the IKE SA and MUST be cleared in messages sent by the original responder. It is used by the recipient to determine which eight octets of the SPI were generated by the recipient. This bit changes to reflect who initiated the last rekey of the IKE SA.
* I（イニシエータ） - このビットは、IKE SAの元のイニシエータによって送信されたメッセージで設定する必要があり、元のレスポンダによって送信されたメッセージでクリアする必要があります。 SPIの8つのオクテットは、受信者によって生成されたかを決定するために受信者によって使用されます。このビットの変更は、IKE SAの最後の再入力を開始した方が反映されます。
o Message ID (4 octets, unsigned integer) - Message identifier used to control retransmission of lost packets and matching of requests and responses. It is essential to the security of the protocol because it is used to prevent message replay attacks. See Sections 2.1 and 2.2.
OメッセージID（4つのオクテット、符号なし整数） - 失われたパケットと要求および応答のマッチングの再送信を制御するために使用されるメッセージ識別子。メッセージリプレイ攻撃を防ぐために使用されているので、それはプロトコルのセキュリティに不可欠です。セクション2.1と2.2を参照してください。
o Length (4 octets, unsigned integer) - Length of the total message (header + payloads) in octets.
オクテット内の全メッセージ（ヘッダ+ペイロード）の長さ - O長（4つのオクテット、符号なし整数）。
Each IKE payload defined in Sections 3.3 through 3.16 begins with a generic payload header, shown in Figure 5. Figures for each payload below will include the generic payload header, but for brevity, the description of each field will be omitted.
3.16を通じてセクション3.3で定義された各IKEペイロードは5図ジェネリックペイロードヘッダーを含む以下の各ペイロードについては、図に示されているジェネリックペイロードヘッダで始まり、しかし簡潔にするために、各フィールドの説明は省略する。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 5: Generic Payload Header
図5：汎用ペイロードヘッダー
The Generic Payload Header fields are defined as follows:
次のようにジェネリックペイロードヘッダーフィールドが定義されています。
o Next Payload (1 octet) - Identifier for the payload type of the next payload in the message. If the current payload is the last in the message, then this field will be 0. This field provides a "chaining" capability whereby additional payloads can be added to a message by appending each one to the end of the message and setting the "Next Payload" field of the preceding payload to indicate the new payload's type. An Encrypted payload, which must always be the last payload of a message, is an exception. It contains data structures in the format of additional payloads. In the header of an Encrypted payload, the Next Payload field is set to the payload type of the first contained payload (instead of 0); conversely, the Next Payload field of the last contained payload is set to zero). The payload type values are listed here. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
O次にペイロード（1つのオクテット） - メッセージの次のペイロードのペイロードタイプの識別子。現在のペイロードがメッセージの最後である場合、このフィールドは0になります。このフィールドは、追加のペイロードは、メッセージの最後にそれぞれを追加し、「Next（次へ）を設定することにより、メッセージに追加することができる「連鎖」機能を提供します新しいペイロードのタイプを示すために、前のペイロードのペイロード」フィールド。常にメッセージの最後のペイロードでなければならない暗号化されたペイロードは、例外です。これは、追加のペイロードのフォーマットでデータ構造が含まれています。暗号化されたペイロードのヘッダに、次にペイロードフィールドは、（0ではなく）第一含まペイロードのペイロードタイプに設定されています。逆に、最後に含まれるペイロードの次ペイロードフィールドはゼロに設定されます）。ペイロードタイプの値は、ここに記載されています。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Next Payload Type Notation Value
--------------------------------------------------
No Next Payload 0
Security Association SA 33
Key Exchange KE 34
Identification - Initiator IDi 35
Identification - Responder IDr 36
Certificate CERT 37
Certificate Request CERTREQ 38
Authentication AUTH 39
Nonce Ni, Nr 40
Notify N 41
Delete D 42
Vendor ID V 43
Traffic Selector - Initiator TSi 44
Traffic Selector - Responder TSr 45
Encrypted and Authenticated SK 46
Configuration CP 47
Extensible Authentication EAP 48
(Payload type values 1-32 should not be assigned in the future so that there is no overlap with the code assignments for IKEv1.)
（ペイロードタイプはIKEv1のためのコード割り当てと重複がないように、1〜32は、将来的に割り当てられるべきではない値）。
o Critical (1 bit) - MUST be set to zero if the sender wants the recipient to skip this payload if it does not understand the payload type code in the Next Payload field of the previous payload. MUST be set to one if the sender wants the recipient to reject this entire message if it does not understand the payload type. MUST be ignored by the recipient if the recipient understands the payload type code. MUST be set to zero for payload types defined in this document. Note that the critical bit applies to the current payload rather than the "next" payload whose type code appears in the first octet. The reasoning behind not setting the critical bit for payloads defined in this document is that all implementations MUST understand all payload types defined in this document and therefore must ignore the critical bit's value. Skipped payloads are expected to have valid Next Payload and Payload Length fields. See Section 2.5 for more information on this bit.
Oクリティカル（1ビット） - 送信者は、以前のペイロードの次ペイロードフィールドにペイロードタイプコードを理解しない場合、受信者は、このペイロードをスキップしたい場合は、ゼロに設定しなければなりません。送信者は、それはペイロードタイプを理解していない場合は、受信者がこのメッセージ全体を拒否したい場合は1に設定しなければなりません。受信者はペイロードタイプコードを理解している場合、受信者は無視しなければなりません。この文書で定義されたペイロードタイプのためにゼロに設定しなければなりません。重要なビットではなくタイプコード最初のオクテットに表示されます「次」のペイロードよりも、現在のペイロードに適用されることに注意してください。この文書で定義されたペイロードのための重要なビットを設定しないの背後にある理由は、すべての実装は、この文書で定義されたすべてのペイロードタイプを理解する必要があり、したがって、重要なビットの値を無視しなければならないということです。スキップされたペイロードは、有効な次のペイロードおよびペイロード長フィールドを有することが期待されます。このビットの詳細については、セクション2.5を参照してください。
o RESERVED (7 bits) - MUST be sent as zero; MUST be ignored on receipt.
RESERVED（7ビット）O - ゼロとして送らなければなりません。領収書で無視しなければなりません。
o Payload Length (2 octets, unsigned integer) - Length in octets of the current payload, including the generic payload header.
Oペイロード長（2つのオクテットの符号なし整数） - 現在のペイロードのオクテットの長さ、ジェネリックペイロードヘッダーを含みます。
Many payloads contain fields marked as "RESERVED". Some payloads in IKEv2 (and historically in IKEv1) are not aligned to 4-octet boundaries.
多くのペイロードは、「RESERVED」としてマークされたフィールドが含まれています。 IKEv2の中にいくつかのペイロードは、（歴史的にIKEv1の中）4オクテット境界に整列されていません。
The Security Association payload, denoted SA in this document, is used to negotiate attributes of a Security Association. Assembly of Security Association payloads requires great peace of mind. An SA payload MAY contain multiple proposals. If there is more than one, they MUST be ordered from most preferred to least preferred. Each proposal contains a single IPsec protocol (where a protocol is IKE, ESP, or AH), each protocol MAY contain multiple transforms, and each transform MAY contain multiple attributes. When parsing an SA, an implementation MUST check that the total Payload Length is consistent with the payload's internal lengths and counts. Proposals, Transforms, and Attributes each have their own variable-length encodings. They are nested such that the Payload Length of an SA includes the combined contents of the SA, Proposal, Transform, and Attribute information. The length of a Proposal includes the lengths of all Transforms and Attributes it contains. The length of a Transform includes the lengths of all Attributes it contains.
セキュリティアソシエーションペイロードは、本文書にSAを表す、セキュリティアソシエーションの属性を交渉するために使用されます。セキュリティアソシエーションペイロードの組み立ては、心の偉大な平和を必要とします。 SAペイロードは、複数の提案を含むかもしれません。 1以上がある場合は、彼らが最も好ましいから好ま以上に注文する必要があります。各提案は、単一のIPsecプロトコルが含まれています（プロトコルはIKE、ESP、またはAHである場合）、各プロトコルは、複数の変換を含んでいてもよく、それぞれが変換複数の属性を含むかもしれません。 SAを解析する場合、実装は総ペイロード長は、ペイロードの内部の長さと数と一致していることをチェックしなければなりません。提案、トランスフォーム、および属性はそれぞれ独自の可変長符号化を持っています。彼らは、SAのペイロード長がSAの組み合わせ内容を含むようにネストされ、提案は、変換、及び属性情報。提案の長さは、全ての変換の長さを含み、それに含まれる属性。変換の長さは、それに含まれるすべての属性の長さを含みます。
The syntax of Security Associations, Proposals, Transforms, and Attributes is based on ISAKMP; however, the semantics are somewhat different. The reason for the complexity and the hierarchy is to allow for multiple possible combinations of algorithms to be encoded in a single SA. Sometimes there is a choice of multiple algorithms, whereas other times there is a combination of algorithms. For example, an initiator might want to propose using ESP with either (3DES and HMAC_MD5) or (AES and HMAC_SHA1).
セキュリティアソシエーションの構文、提案、トランスフォーム、および属性はISAKMPに基づいています。ただし、セマンティクスは多少異なります。複雑さと階層の理由は、単一のSAで符号化されるアルゴリズムの複数の可能な組み合わせを可能にすることです。時には、複数のアルゴリズムの選択は、他の回のに対し、アルゴリズムの組み合わせがあり、そこにあります。例えば、イニシエータは（3DESおよびHMAC_MD5）または（AESおよびHMAC_SHA1）のいずれかでESP使用して提案することもできます。
One of the reasons the semantics of the SA payload have changed from ISAKMP and IKEv1 is to make the encodings more compact in common cases.
SAペイロードのセマンティクスは、ISAKMPとIKEv1のから変更されている理由の一つは、一般的なケースでエンコーディングがよりコンパクトにすることです。
The Proposal structure contains within it a Proposal Num and an IPsec protocol ID. Each structure MUST have a proposal number one (1) greater than the previous structure. The first Proposal in the initiator's SA payload MUST have a Proposal Num of one (1). One reason to use multiple proposals is to propose both standard crypto ciphers and combined-mode ciphers. Combined-mode ciphers include both integrity and encryption in a single encryption algorithm, and MUST either offer no integrity algorithm or a single integrity algorithm of "none", with no integrity algorithm being the RECOMMENDED method. If an initiator wants to propose both combined-mode ciphers and normal ciphers, it must include two proposals: one will have all the combined-mode ciphers, and the other will have all the normal ciphers with the integrity algorithms. For example, one such proposal would have two proposal structures. Proposal 1 is ESP with AES-128, AES-192, and AES-256 bits in Cipher Block Chaining (CBC) mode, with either HMAC-SHA1-96 or XCBC-96 as the integrity algorithm; Proposal 2 is AES-128 or AES-256 in GCM mode with an 8-octet Integrity Check Value (ICV). Both proposals allow but do not require the use of ESNs (Extended Sequence Numbers). This can be illustrated as:
提案構造は、その中に提案numとIPsecプロトコルIDを含みます。各構造は、以前の構造よりも大きい提案番号1（1）を持たなければなりません。イニシエータのSAペイロードの最初の提案は、一（1）の提案民がなければなりません。複数の提案を使用する理由の1つは、標準の暗号化暗号と組み合わせたモード暗号の両方を提案することです。複合モード暗号は、単一の暗号化アルゴリズムに整合性と暗号化の両方が含まれ、何の整合性アルゴリズムが推奨される方法であることしないで、何の整合性アルゴリズムまたは「なし」の単一整合性アルゴリズムを提供していない必要があります。 1は、すべての組み合わせモードの暗号を持つことになりますし、他の整合性アルゴリズムを持つすべての通常の暗号を持っています：イニシエータが複合モード暗号と通常の暗号の両方を提案したい場合、それは2つの提案を含める必要があります。例えば、1つのそのような提案は2つの案の構造を持っているでしょう。提案1は完全性アルゴリズムとしてHMAC-SHA1-96またはXCBC-96のいずれかとAES-128とESP、AES-192、および暗号ブロック連鎖（CBC）モードのAES-256ビットです。提案2値（ICV）を確認し、8オクテット整合性GCMモードのAES-128またはAES-256です。どちらの提案は許可するがのESN（拡張シーケンス番号）を使用する必要はありません。これは次のように示すことができます。
SA Payload
|
+--- Proposal #1 ( Proto ID = ESP(3), SPI size = 4,
| | 7 transforms, SPI = 0x052357bb )
| |
| +-- Transform ENCR ( Name = ENCR_AES_CBC )
| | +-- Attribute ( Key Length = 128 )
| |
| +-- Transform ENCR ( Name = ENCR_AES_CBC )
| | +-- Attribute ( Key Length = 192 )
| |
| +-- Transform ENCR ( Name = ENCR_AES_CBC )
| | +-- Attribute ( Key Length = 256 )
| |
| +-- Transform INTEG ( Name = AUTH_HMAC_SHA1_96 )
| +-- Transform INTEG ( Name = AUTH_AES_XCBC_96 )
| +-- Transform ESN ( Name = ESNs )
| +-- Transform ESN ( Name = No ESNs )
|
+--- Proposal #2 ( Proto ID = ESP(3), SPI size = 4,
| 4 transforms, SPI = 0x35a1d6f2 )
|
+-- Transform ENCR ( Name = AES-GCM with a 8 octet ICV )
| +-- Attribute ( Key Length = 128 )
|
+-- Transform ENCR ( Name = AES-GCM with a 8 octet ICV )
| +-- Attribute ( Key Length = 256 )
|
+-- Transform ESN ( Name = ESNs )
+-- Transform ESN ( Name = No ESNs )
Each Proposal/Protocol structure is followed by one or more transform structures. The number of different transforms is generally determined by the Protocol. AH generally has two transforms: Extended Sequence Numbers (ESNs) and an integrity check algorithm. ESP generally has three: ESN, an encryption algorithm, and an integrity check algorithm. IKE generally has four transforms: a Diffie-Hellman group, an integrity check algorithm, a PRF algorithm, and an encryption algorithm. For each Protocol, the set of permissible transforms is assigned Transform ID numbers, which appear in the header of each transform.
各提案は、/プロトコル構造は、1つ以上の構造を変革が続いています。異なる変換の数は、一般的にプロトコルによって決定されます。拡張シーケンス番号（のESN）と整合性チェックアルゴリズム：AH、一般的に2つの変換があります。 ESN、暗号化アルゴリズム、および整合性チェックアルゴリズム：ESPは、一般的に3つのがあります。 Diffie-Hellmanグループ、整合性チェックアルゴリズム、PRFアルゴリズム、および暗号化アルゴリズム：IKEは、一般に、4つの変換を持っています。各プロトコルに対して、許容変換のセットは、変換毎のヘッダに表示されるID番号を、変換が割り当てられます。
If there are multiple transforms with the same Transform Type, the proposal is an OR of those transforms. If there are multiple transforms with different Transform Types, the proposal is an AND of the different groups. For example, to propose ESP with (3DES or AES-CBC) and (HMAC_MD5 or HMAC_SHA), the ESP proposal would contain two Transform Type 1 candidates (one for 3DES and one for AEC-CBC) and two Transform Type 3 candidates (one for HMAC_MD5 and one for HMAC_SHA). This effectively proposes four combinations of algorithms. If the initiator wanted to propose only a subset of those, for example (3DES and HMAC_MD5) or (IDEA and HMAC_SHA), there is no way to encode that as multiple transforms within a single Proposal. Instead, the initiator would have to construct two different Proposals, each with two transforms.
同じトランスフォームタイプを持つ複数の変換がある場合は、提案は、これらの変換のORです。トランスフォーム異なる種類の複数の変換がある場合は、この提案は、異なるグループのANDです。例えば、（3DES又はAES-CBC）及び（HMAC_MD5又はHMAC_SHA）とESP提案し、ESPの提案は、二つの変換タイプ1候補（3DES用とAEC-CBCのための1つ）と、2つの変換タイプ3候補（いずれかを含むであろうHMAC_MD5ためとHMAC_SHAに1つ）。これは、効果的なアルゴリズムの4つの組み合わせを提案しています。開始剤は、それらのサブセットのみを提案したい場合、例えば（3DESおよびHMAC_MD5）又は（IDEAとHMAC_SHA）のために、単一の提案内にそのような複数の変換を符号化する方法はありません。代わりに、イニシエータは、2つの変換を持つ2つの異なる提案、それぞれを構築する必要があります。
A given transform MAY have one or more Attributes. Attributes are necessary when the transform can be used in more than one way, as when an encryption algorithm has a variable key size. The transform would specify the algorithm and the attribute would specify the key size. Most transforms do not have attributes. A transform MUST NOT have multiple attributes of the same type. To propose alternate values for an attribute (for example, multiple key sizes for the AES encryption algorithm), an implementation MUST include multiple transforms with the same Transform Type each with a single Attribute.
変換与えられた1つ以上の属性を持っているかもしれません。暗号化アルゴリズムは、変数のキーサイズを持っているときのように、複数の方法で使用することができたときに変換属性が必要です。変換アルゴリズムを指定しますと属性がキーサイズを指定します。ほとんどの変換は属性はありません。 A変換、同じタイプの複数の属性を持つことはできません。属性の代替値を提案すること（例えば、AES暗号化アルゴリズムのための複数のキーのサイズ）は、実装は、単一の属性と同じ変換タイプそれぞれ有する複数の変換を含まなければなりません。
Note that the semantics of Transforms and Attributes are quite different from those in IKEv1. In IKEv1, a single Transform carried multiple algorithms for a protocol with one carried in the Transform and the others carried in the Attributes.
変換と属性の意味論がIKEv1の中のものとは全く異なっていることに注意してください。 IKEv1のでは、変換は、単一変換で運ば一方と属性で運ばれる他のユーザーとプロトコルのための複数のアルゴリズムを行います。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ <Proposals> ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 6: Security Association Payload
図6：SAペイロード
o Proposals (variable) - One or more proposal substructures.
Oの提案（変数） - 1つの以上の提案の基礎構造。
The payload type for the Security Association payload is thirty-three (33).
セキュリティアソシエーションペイロードのためのペイロードタイプは33個のです。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 0 (last) or 2 | RESERVED | Proposal Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Proposal Num | Protocol ID | SPI Size |Num Transforms|
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
~ SPI (variable) ~
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ <Transforms> ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 7: Proposal Substructure
図7：提案部分構造
o 0 (last) or 2 (more) (1 octet) - Specifies whether this is the last Proposal Substructure in the SA. This syntax is inherited from ISAKMP, but is unnecessary because the last Proposal could be identified from the length of the SA. The value (2) corresponds to a payload type of Proposal in IKEv1, and the first four octets of the Proposal structure are designed to look somewhat like the header of a payload.
（もっと）0（最後）または2 O（1つのオクテット） - これはSA内の最後の提案下部構造であるかどうかを指定します。この構文は、ISAKMPから継承されたが、最後の提案は、SAの長さから特定される可能性があるため、不要です。値（2）のIKEv1における提案のペイロードタイプに対応し、提案構造の最初の4つのオクテットは幾分ペイロードのヘッダに見えるように設計されています。
o RESERVED (1 octet) - MUST be sent as zero; MUST be ignored on receipt.
RESERVED（1つのオクテット）O - ゼロとして送らなければなりません。領収書で無視しなければなりません。
o Proposal Length (2 octets, unsigned integer) - Length of this proposal, including all transforms and attributes that follow.
O提案長（2つのオクテットの符号なし整数） - この提案の長さ、続くすべての変換及び属性を含みます。
o Proposal Num (1 octet) - When a proposal is made, the first proposal in an SA payload MUST be 1, and subsequent proposals MUST be one more than the previous proposal (indicating an OR of the two proposals). When a proposal is accepted, the proposal number in the SA payload MUST match the number on the proposal sent that was accepted.
O提案民（1つのオクテット） - 提案がなされた場合、SAペイロードの最初の提案は1でなければなりません、そして、その後の提案が前の提案（二提案のORを示す）よりも1つ多くなければなりません。提案が受け入れられると、SAペイロード内の提案の数が受け入れられた送られた提案の数と一致しなければなりません。
o Protocol ID (1 octet) - Specifies the IPsec protocol identifier for the current negotiation. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
OプロトコルID（1オクテット） - 現在の交渉のためのIPsecプロトコル識別子を指定します。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Protocol Protocol ID
-----------------------------------
IKE 1
AH 2
ESP 3
o SPI Size (1 octet) - For an initial IKE SA negotiation, this field MUST be zero; the SPI is obtained from the outer header. During subsequent negotiations, it is equal to the size, in octets, of the SPI of the corresponding protocol (8 for IKE, 4 for ESP and AH).
O SPIサイズ（1つのオクテット） - 最初のIKE SAのネゴシエーションの場合、このフィールドはゼロでなければなりません。 SPIは、外部ヘッダから取得されます。その後のネゴシエーション中に、それは、（ESPおよびAHのためのIKE 8、4）対応するプロトコルのSPIのオクテットで、サイズに等しいです。
o Num Transforms (1 octet) - Specifies the number of transforms in this proposal.
O民変換（1つのオクテット） - この提案における変換の数を指定します。
o SPI (variable) - The sending entity's SPI. Even if the SPI Size is not a multiple of 4 octets, there is no padding applied to the payload. When the SPI Size field is zero, this field is not present in the Security Association payload.
O SPI（変数） - 送信側エンティティのSPI。 SPIサイズは4つのオクテットの倍数でない場合でも、ペイロードに適用されるパディングはありません。 SPIサイズフィールドがゼロの場合、このフィールドは、セキュリティアソシエーションペイロードに存在しません。
o Transforms (variable) - One or more transform substructures.
O変換（変数） - 1つ以上のサブ構造を変換します。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| 0 (last) or 3 | RESERVED | Transform Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
|Transform Type | RESERVED | Transform ID |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Transform Attributes ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 8: Transform Substructure
図8：部分構造を変革
o 0 (last) or 3 (more) (1 octet) - Specifies whether this is the last Transform Substructure in the Proposal. This syntax is inherited from ISAKMP, but is unnecessary because the last transform could be identified from the length of the proposal. The value (3) corresponds to a payload type of Transform in IKEv1, and the first four octets of the Transform structure are designed to look somewhat like the header of a payload.
O（最後）または3（より）（1つのオクテット）0 - この提案の最後の変換部分構造であるかどうかを指定します。この構文は、ISAKMPから継承されますが、変換の最後には、提案の長さから特定される可能性があるため、不要です。値（3）がIKEv1の内変換のペイロードタイプに対応し、変換構造の最初の4つのオクテットは幾分ペイロードのヘッダに見えるように設計されています。
o RESERVED - MUST be sent as zero; MUST be ignored on receipt.
O RESERVED - ゼロとして送らなければなりません。領収書で無視しなければなりません。
o Transform Length - The length (in octets) of the Transform Substructure including Header and Attributes.
ヘッダおよび属性を含む変換部分構造の（オクテット）長さ - O変換長。
o Transform Type (1 octet) - The type of transform being specified in this transform. Different protocols support different Transform Types. For some protocols, some of the transforms may be optional. If a transform is optional and the initiator wishes to propose that the transform be omitted, no transform of the given type is included in the proposal. If the initiator wishes to make use of the transform optional to the responder, it includes a transform substructure with Transform ID = 0 as one of the options.
この変換に指定された変換のタイプ - Oタイプ（1オクテット）を形質転換。異なるプロトコルは異なる変換タイプをサポートしています。いくつかのプロトコルでは、変換のいくつかは任意です。変換オプションであり、開始剤は省略しても変換することを提案したい場合は、提案に含まれている所与のタイプの変換ありません。イニシエータがレスポンダに、オプションの変換を利用することを希望する場合は、オプションの1つとしてID = 0を変換して下部を変換含まれています。
o Transform ID (2 octets) - The specific instance of the Transform Type being proposed.
O ID（2つのオクテット）トランス - トランス型の特定のインスタンスが提案されています。
The Transform Type values are listed below. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
変形タイプ値は以下のとおりです。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Description Trans. Used In
Type
------------------------------------------------------------------
Encryption Algorithm (ENCR) 1 IKE and ESP
Pseudorandom Function (PRF) 2 IKE
Integrity Algorithm (INTEG) 3 IKE*, AH, optional in ESP
Diffie-Hellman group (D-H) 4 IKE, optional in AH & ESP
Extended Sequence Numbers (ESN) 5 AH and ESP
(*) Negotiating an integrity algorithm is mandatory for the Encrypted payload format specified in this document. For example, [AEAD] specifies additional formats based on authenticated encryption, in which a separate integrity algorithm is not negotiated.
（*）完全性アルゴリズムを交渉することは、この文書で指定された暗号化されたペイロード形式のために必須です。例えば、[AEAD]別完全性アルゴリズムがネゴシエートされていない認証された暗号化、に基づいて追加のフォーマットを指定します。
For Transform Type 1 (Encryption Algorithm), the Transform IDs are listed below. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
変換タイプ1（暗号化アルゴリズム）については、トランスフォームのIDは以下のとおりです。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Name Number Defined In
---------------------------------------------------
ENCR_DES_IV64 1 (UNSPECIFIED)
ENCR_DES 2 (RFC2405), [DES]
ENCR_3DES 3 (RFC2451)
ENCR_RC5 4 (RFC2451)
ENCR_IDEA 5 (RFC2451), [IDEA]
ENCR_CAST 6 (RFC2451)
ENCR_BLOWFISH 7 (RFC2451)
ENCR_3IDEA 8 (UNSPECIFIED)
ENCR_DES_IV32 9 (UNSPECIFIED)
ENCR_NULL 11 (RFC2410)
ENCR_AES_CBC 12 (RFC3602)
ENCR_AES_CTR 13 (RFC3686)
For Transform Type 2 (Pseudorandom Function), the Transform IDs are listed below. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
タイプ2（擬似ランダム関数）を変換するために、トランスフォームのIDは以下のとおりです。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Name Number Defined In
------------------------------------------------------
PRF_HMAC_MD5 1 (RFC2104), [MD5]
PRF_HMAC_SHA1 2 (RFC2104), [SHA]
PRF_HMAC_TIGER 3 (UNSPECIFIED)
For Transform Type 3 (Integrity Algorithm), defined Transform IDs are listed below. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
タイプ3（インテグリティアルゴリズム）を形質転換するために、IDが以下に記載されているトランスフォーム定義。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Name Number Defined In
----------------------------------------
NONE 0
AUTH_HMAC_MD5_96 1 (RFC2403)
AUTH_HMAC_SHA1_96 2 (RFC2404)
AUTH_DES_MAC 3 (UNSPECIFIED)
AUTH_KPDK_MD5 4 (UNSPECIFIED)
AUTH_AES_XCBC_96 5 (RFC3566)
For Transform Type 4 (Diffie-Hellman group), defined Transform IDs are listed below. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
変換タイプ4（のDiffie-Hellmanグループ）のために、定義された変換IDが以下に記載されています。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Name Number Defined In
----------------------------------------
NONE 0
768-bit MODP 1 Appendix B
1024-bit MODP 2 Appendix B
1536-bit MODP 5 [ADDGROUP]
2048-bit MODP 14 [ADDGROUP]
3072-bit MODP 15 [ADDGROUP]
4096-bit MODP 16 [ADDGROUP]
6144-bit MODP 17 [ADDGROUP]
8192-bit MODP 18 [ADDGROUP]
Although ESP and AH do not directly include a Diffie-Hellman exchange, a Diffie-Hellman group MAY be negotiated for the Child SA. This allows the peers to employ Diffie-Hellman in the CREATE_CHILD_SA exchange, providing perfect forward secrecy for the generated Child SA keys.
ESPとAHは直接のDiffie-Hellman交換が含まれていませんが、のDiffie-Hellmanグループは、子SAのために交渉されるかもしれません。これは、ピアが生成された子SAキーの完全転送秘密を提供し、CREATE_CHILD_SA交換にディフィー・ヘルマンを採用することができます。
For Transform Type 5 (Extended Sequence Numbers), defined Transform IDs are listed below. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
型5（拡張シーケンス番号）、定義されたIDは、以下に記載されている変換を変換。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Name Number
--------------------------------------------
No Extended Sequence Numbers 0
Extended Sequence Numbers 1
Note that an initiator who supports ESNs will usually include two ESN transforms, with values "0" and "1", in its proposals. A proposal containing a single ESN transform with value "1" means that using normal (non-extended) sequence numbers is not acceptable.
ESNをサポートしているイニシエータは通常2 ESNはその提案には、値が「0」と「1」と、変換が含まれることに注意してください。値「1」に変換する単一のESNを含む提案は、（非拡張）通常のシーケンス番号を使用することは受け入れられないことを意味します。
Numerous additional Transform Types have been defined since the publication of RFC 4306. Please refer to the IANA IKEv2 registry for details.
多数の追加は、詳細については、IANAのIKEv2レジストリを参照してくださいRFC 4306の出版以来、定義されているタイプを変換します。
The number and type of transforms that accompany an SA payload are dependent on the protocol in the SA itself. An SA payload proposing the establishment of an SA has the following mandatory and optional Transform Types. A compliant implementation MUST understand all mandatory and optional types for each protocol it supports (though it need not accept proposals with unacceptable suites). A proposal MAY omit the optional types if the only value for them it will accept is NONE.
SAペイロードを伴う変換の数と種類は、SA自体はプロトコルに依存しています。 SAの確立を提案SAペイロードは、以下の必須およびオプションの変換タイプがあります。 （それが受け入れられないのスイートとの提案を受け入れる必要はありませんが）準拠の実装は、それがサポートするプロトコルごとに、すべての必須およびオプションのタイプを理解しなければなりません。それは受け入れる彼らのためにのみ値がNoneの場合提案は、オプションの種類を省略することができます。
Protocol Mandatory Types Optional Types
---------------------------------------------------
IKE ENCR, PRF, INTEG*, D-H
ESP ENCR, ESN INTEG, D-H
AH INTEG, ESN D-H
(*) Negotiating an integrity algorithm is mandatory for the Encrypted payload format specified in this document. For example, [AEAD] specifies additional formats based on authenticated encryption, in which a separate integrity algorithm is not negotiated.
（*）完全性アルゴリズムを交渉することは、この文書で指定された暗号化されたペイロード形式のために必須です。例えば、[AEAD]別完全性アルゴリズムがネゴシエートされていない認証された暗号化、に基づいて追加のフォーマットを指定します。
The specification of suites that MUST and SHOULD be supported for interoperability has been removed from this document because they are likely to change more rapidly than this document evolves. At the time of publication of this document, [RFC4307] specifies these suites, but note that it might be updated in the future, and other RFCs might specify different sets of suites.
彼らはより迅速に、このドキュメントの進化よりも変更する可能性があるため、相互運用性のためにサポートするべきであるしなければならないのスイートの仕様は、この文書から削除されました。このドキュメントの公開時点で、[RFC4307]はこれらのスイートを指定しますが、それが将来的に更新される可能性、およびその他のRFCはスイートの異なるセットを指定するかもしれないことに注意してください。
An important lesson learned from IKEv1 is that no system should only implement the mandatory algorithms and expect them to be the best choice for all customers.
IKEv1のから学んだ重要な教訓は何のシステムが唯一の必須アルゴリズムを実装していないし、それらはすべての顧客のために最良の選択であることを期待すべきであるということです。
It is likely that IANA will add additional transforms in the future, and some users may want to use private suites, especially for IKE where implementations should be capable of supporting different parameters, up to certain size limits. In support of this goal, all implementations of IKEv2 SHOULD include a management facility that allows specification (by a user or system administrator) of Diffie-Hellman parameters (the generator, modulus, and exponent lengths and values) for new Diffie-Hellman groups. Implementations SHOULD provide a management interface through which these parameters and the associated Transform IDs may be entered (by a user or system administrator), to enable negotiating such groups.
IANAが将来的に追加の変換を追加し、一部のユーザーは、特に実装は、特定のサイズ制限まで、さまざまなパラメータをサポートすることが可能であるべきでIKEのために、プライベートスイートを使用することがありそうです。この目標を支持して、IKEv2のすべての実装は、新しいDiffie-HellmanグループのためのDiffie-Hellmanパラメータ（ジェネレータ、弾性率、および指数の長さと値）の（ユーザまたはシステム管理者によって）指定を可能にする管理機能を含むべきです。実装は、そのような基を交渉可能にするために、これらのパラメータと関連した変換IDが（ユーザまたはシステム管理者）を入力することができる介して管理インタフェースを提供すべきです。
All implementations of IKEv2 MUST include a management facility that enables a user or system administrator to specify the suites that are acceptable for use with IKE. Upon receipt of a payload with a set of Transform IDs, the implementation MUST compare the transmitted Transform IDs against those locally configured via the management controls, to verify that the proposed suite is acceptable based on local policy. The implementation MUST reject SA proposals that are not authorized by these IKE suite controls. Note that cryptographic suites that MUST be implemented need not be configured as acceptable to local policy.
IKEv2のすべての実装は、IKEで使用するために許容されるスイートを指定するには、ユーザーまたはシステム管理者を有効に管理機能を含まなければなりません。トランスフォームIDのセットを有するペイロードを受信すると、実装が提案されているスイートは、ローカルポリシーに基づいて許容可能であることを確認するために、管理コントロールを介してローカルに設定されたものに対してIDを変換伝達を比較しなければなりません。実装は、これらのIKEスイートコントロールによって許可されていないSAの提案を拒絶しなければなりません。実装しなければならない暗号スイートはローカルポリシーに許容できるように構成する必要はないことに注意してください。
Each transform in a Security Association payload may include attributes that modify or complete the specification of the transform. The set of valid attributes depends on the transform. Currently, only a single attribute type is defined: the Key Length attribute is used by certain encryption transforms with variable-length keys (see below for details).
それぞれのセキュリティアソシエーションペイロードに変換変換の仕様を変更したり、完了した属性を含んでいてもよいです。有効な属性のセットは、変換によって異なります。現在、唯一つの属性型が定義されています：キーの長さ属性は、特定の暗号化によって使用されている（詳細は下記を参照してください）可変長キーで変換します。
The attributes are type/value pairs and are defined below. Attributes can have a value with a fixed two-octet length or a variable-length value. For the latter, the attribute is encoded as type/length/value.
属性は、タイプ/値のペアであり、以下に定義されます。属性は、固定された2つのオクテット長または可変長の値で値を有することができます。後者の場合、属性は、タイプ/長さ/値として符号化されます。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
|A| Attribute Type | AF=0 Attribute Length |
|F| | AF=1 Attribute Value |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| AF=0 Attribute Value |
| AF=1 Not Transmitted |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 9: Data Attributes
図9：データ属性
o Attribute Format (AF) (1 bit) - Indicates whether the data attribute follows the Type/Length/Value (TLV) format or a shortened Type/Value (TV) format. If the AF bit is zero (0), then the attribute uses TLV format; if the AF bit is one (1), the TV format (with two-byte value) is used.
O属性フォーマット（AF）（1ビット） - データ属性がタイプ/長さ/値（TLV）形式または短縮タイプ/値（TV）フォーマットに従うかどうかを示します。 AFビットがゼロである場合（0）、属性は、TLV形式を使用します。 AFビットが1である場合（1）、（2バイトの値を有する）TVフォーマットが使用されます。
o Attribute Type (15 bits) - Unique identifier for each type of attribute (see below).
O属性タイプ（15ビット） - 属性の種類ごとに一意の識別子（以下を参照）。
o Attribute Value (variable length) - Value of the attribute associated with the attribute type. If the AF bit is a zero (0), this field has a variable length defined by the Attribute Length field. If the AF bit is a one (1), the Attribute Value has a length of 2 octets.
O（可変長）属性値 - 属性タイプに関連付けられた属性の値を。 AFビットがゼロ（0）である場合、このフィールドは、属性長フィールドによって定義された可変長を有します。 AFビットが1（1）である場合、属性値は2つのオクテットの長さを有しています。
The only currently defined attribute type (Key Length) is fixed length; the variable-length encoding specification is included only for future extensions. Attributes described as fixed length MUST NOT be encoded using the variable-length encoding unless that length exceeds two bytes. Variable-length attributes MUST NOT be encoded as fixed-length even if their value can fit into two octets. Note: This is a change from IKEv1, where increased flexibility may have simplified the composer of messages but certainly complicated the parser.
唯一の現在定義されている属性タイプ（キー長）は固定長です。可変長符号化仕様は唯一の将来の拡張のために含まれています。固定長として説明されている属性は、その長さが2つのバイトを超えない限り、可変長符号化を用いて符号化されてはいけません。可変長属性は、その値が2つのオクテットに収まることができたとしても、固定長として符号化されてはなりません。注：これは、高い柔軟性がメッセージの作曲を簡略化しますが、確かにパーサを複雑している可能性がありIKEv1の、からの変更点です。
The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Attribute Type Value Attribute Format
------------------------------------------------------------
Key Length (in bits) 14 TV
Values 0-13 and 15-17 were used in a similar context in IKEv1, and should not be assigned except to matching values.
値は0-13及び15-17はIKEv1のに同様の文脈で使用し、一致する値を除いて割り当てされるべきではありません。
The Key Length attribute specifies the key length in bits (MUST use network byte order) for certain transforms as follows:
次のようにキーの長さ属性は、特定の変換のためのビットでキーの長さを（ネットワークバイトオーダーを使用しなければならない）を指定します：
o The Key Length attribute MUST NOT be used with transforms that use a fixed-length key. For example, this includes ENCR_DES, ENCR_IDEA, and all the Type 2 (Pseudorandom function) and Type 3 (Integrity Algorithm) transforms specified in this document. It is recommended that future Type 2 or 3 transforms do not use this attribute.
Oキーの長さ属性は、固定長キーを使用して変換して使用してはいけません。例えば、これはENCR_DES、ENCR_IDEA、およびすべてのタイプ2（擬似ランダム関数）及びタイプ3（インテグリティアルゴリズム）を備え、この文書で指定された変換します。将来のタイプ2または3の変換は、この属性を使用しないことをお勧めします。
o Some transforms specify that the Key Length attribute MUST be always included (omitting the attribute is not allowed, and proposals not containing it MUST be rejected). For example, this includes ENCR_AES_CBC and ENCR_AES_CTR.
O一部の変換はキーの長さ属性が常に含まなければならないことを指定します（属性を省略することは許されない、との提案は、それが拒絶しなければなりません含まれていません）。たとえば、これはENCR_AES_CBCとENCR_AES_CTRが含まれています。
o Some transforms allow variable-length keys, but also specify a default key length if the attribute is not included. For example, these transforms include ENCR_RC5 and ENCR_BLOWFISH.
Oいくつかの変換は、可変長キーを許可するだけでなく、属性が含まれていない場合、デフォルトのキーの長さを指定します。例えば、これらの変換はENCR_RC5とENCR_BLOWFISHが含まれます。
Implementation note: To further interoperability and to support upgrading endpoints independently, implementers of this protocol SHOULD accept values that they deem to supply greater security. For instance, if a peer is configured to accept a variable-length cipher with a key length of X bits and is offered that cipher with a larger key length, the implementation SHOULD accept the offer if it supports use of the longer key.
実装上の注意：独立したエンドポイントのアップグレードをサポートするために、さらに相互運用性へと、このプロトコルの実装は、彼らがより高いセキュリティを提供すると考える値を受け入れる必要があります。ピアがXビットの鍵長を有する可変長の暗号を受け入れるように構成されており、大きな鍵長とその暗号を提供される場合には、より長い鍵の使用をサポートしている場合、例えば、実装は、申し出を受け入れるべきです。
Support for this capability allows a responder to express a concept of "at least" a certain level of security -- "a key length of _at least_ X bits for cipher Y". However, as the attribute is always returned unchanged (see the next section), an initiator willing to accept multiple key lengths has to include multiple transforms with the same Transform Type, each with a different Key Length attribute.
「暗号Y用_at least_ Xビットのキー長さ」 - この機能のサポートは、セキュリティの「少なくとも」特定のレベルの概念を表現する応答を可能にします。属性は常に（次のセクションを参照）そのまま返されるようしかし、複数のキーの長さを受け入れるイニシエータは異なる鍵長属性と種類、各トランスフォーム同じで複数の変換を含まなければなりません。
During Security Association negotiation initiators present offers to responders. Responders MUST select a single complete set of parameters from the offers (or reject all offers if none are acceptable). If there are multiple proposals, the responder MUST choose a single proposal. If the selected proposal has multiple transforms with the same type, the responder MUST choose a single one. Any attributes of a selected transform MUST be returned unmodified. The initiator of an exchange MUST check that the accepted offer is consistent with one of its proposals, and if not MUST terminate the exchange.
セキュリティアソシエーションのネゴシエーション中にレスポンダに存在オファーをイニシエータ。応答者は、申し出からのパラメータの単一の完全なセットを選択します（またはどれも許容されない場合は、すべての申し出を拒否）しなければなりません。複数の提案がある場合、応答者は、単一の提案を選択する必要があります。選択された提案は、同じタイプの複数の変換を持っている場合、応答者は、単一のものを選択する必要があります。選択された変換のすべての属性はそのまま返されなければなりません。為替のイニシエータは、受け入れられたオファーはその提案の一つと一致していることをチェックしなければなりません、そうでない場合は、交換を終えなければなりません。
If the responder receives a proposal that contains a Transform Type it does not understand, or a proposal that is missing a mandatory Transform Type, it MUST consider this proposal unacceptable; however, other proposals in the same SA payload are processed as usual. Similarly, if the responder receives a transform that it does not understand, or one that contains a Transform Attribute it does not understand, it MUST consider this transform unacceptable; other transforms with the same Transform Type are processed as usual. This allows new Transform Types and Transform Attributes to be defined in the future.
応答者はそれを理解していないトランスフォームタイプ、または必須トランスフォームタイプが欠落している提案を含むプロポーザルを受信した場合には、この提案は受け入れられない考慮しなければなりません。しかし、同じSAペイロード内の他の提案は通常通りに処理されています。応答者はそれを理解していないトランスフォーム属性が含まれていることは理解していないことを変換、または1つを受信した場合同様に、これは容認できない変換考慮する必要があります。同じトランスフォームタイプを持つ他の変換は、通常通りに処理されています。これは、新しいトランスフォームタイプを可能にし、将来的に定義する属性を変換します。
Negotiating Diffie-Hellman groups presents some special challenges. SA offers include proposed attributes and a Diffie-Hellman public number (KE) in the same message. If in the initial exchange the initiator offers to use one of several Diffie-Hellman groups, it SHOULD pick the one the responder is most likely to accept and include a KE corresponding to that group. If the responder selects a proposal using a different Diffie-Hellman group (other than NONE), the responder will indicate the correct group in the response and the initiator SHOULD pick an element of that group for its KE value when retrying the first message. It SHOULD, however, continue to propose its full supported set of groups in order to prevent a man-in-the-middle downgrade attack. If one of the proposals offered is for the Diffie-Hellman group of NONE, and the responder selects that Diffie-Hellman group, then it MUST ignore the initiator's KE payload and omit the KE payload from the response.
Diffie-Hellmanグループを交渉することはいくつかの特別な課題を提示します。 SAの提供は、同じメッセージで提案された属性およびDiffie-Hellman公開番号（KE）が含まれます。最初の交換で、イニシエータは、いくつかのDiffie-Hellmanグループのいずれかを使用していた場合は、応答者が受け入れる可能性が最も高いものを選択し、KEは、そのグループに対応する含めるべきです。レスポンダが（NONE以外の）別のDiffie-Hellmanグループを使用して提案を選択した場合、応答者は応答して正しいグループを示すであろうと再試行するとき最初のメッセージの開始剤は、KE値に対して、そのグループの要素を選択する必要があります。それは、しかし、のman-in-the-middleダウングレード攻撃を防ぐために、グループのその完全なサポートセットを提案し続けなければなりません。提供された提案の一つがNONEののDiffie-Hellmanグループのためであり、応答者がそののDiffie-Hellmanグループを選択した場合、それは、イニシエータのKEペイロードを無視し、応答からKEペイロードを省略しなければなりません。
The Key Exchange payload, denoted KE in this document, is used to exchange Diffie-Hellman public numbers as part of a Diffie-Hellman key exchange. The Key Exchange payload consists of the IKE generic payload header followed by the Diffie-Hellman public value itself.
鍵交換ペイロードは、本文書にKEを表す、のDiffie-Hellman鍵交換の一部としてのDiffie-Hellman公開番号を交換するために使用されます。鍵交換ペイロードは、ディフィー - ヘルマン公開値そのものが続くIKEジェネリックペイロードヘッダーから成ります。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Diffie-Hellman Group Num | RESERVED |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Key Exchange Data ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 10: Key Exchange Payload Format
図10：鍵交換ペイロードフォーマット
A Key Exchange payload is constructed by copying one's Diffie-Hellman public value into the "Key Exchange Data" portion of the payload. The length of the Diffie-Hellman public value for modular exponentiation group (MODP) groups MUST be equal to the length of the prime modulus over which the exponentiation was performed, prepending zero bits to the value if necessary.
鍵交換ペイロードは、ペイロードの「鍵交換データ」の部分に自分ののDiffie-Hellman公開値をコピーすることによって構築されます。べき乗剰余群（MODP）グループのためのDiffie-Hellman公開値の長さは、べき乗を、必要に応じた値にゼロ・ビットを付加、行った先のプライムモジュラスの長さに等しくなければなりません。
The Diffie-Hellman Group Num identifies the Diffie-Hellman group in which the Key Exchange Data was computed (see Section 3.3.2). This Diffie-Hellman Group Num MUST match a Diffie-Hellman group specified in a proposal in the SA payload that is sent in the same message, and SHOULD match the Diffie-Hellman group in the first group in the first proposal, if such exists. If none of the proposals in that SA payload specifies a Diffie-Hellman group, the KE payload MUST NOT be present. If the selected proposal uses a different Diffie-Hellman group (other than NONE), the message MUST be rejected with a Notify payload of type INVALID_KE_PAYLOAD. See also Sections 1.2 and 2.7.
Diffie-HellmanのグループのNumキーExchangeデータが（3.3.2項を参照）計算されたのDiffie-Hellmanグループを識別する。このディフィー - ヘルマングループnumが同じメッセージで送信されたSAペイロードに提案で指定されたDiffie-Hellmanグループと一致しなければならない、そしてそのようなものが存在する場合、最初の提案の最初のグループ内のDiffie-Hellmanグループと一致する必要があります。そのSAペイロードの提案のどれもが、Diffie-Hellmanグループを指定しない場合は、KEペイロードは存在してはなりません。選択された提案は、（NONE以外の）別のDiffie-Hellmanグループを使用している場合、メッセージはタイプINVALID_KE_PAYLOADの通知ペイロードで拒否されなければなりません。セクション1.2と2.7も参照してください。
The payload type for the Key Exchange payload is thirty-four (34).
鍵交換ペイロードのためのペイロードタイプは34個です。
The Identification payloads, denoted IDi and IDr in this document, allow peers to assert an identity to one another. This identity may be used for policy lookup, but does not necessarily have to match anything in the CERT payload; both fields may be used by an implementation to perform access control decisions. When using the
識別ペイロードは、ピアが相互にアイデンティティを主張することができ、この文書でIDiとし、IDRを表します。このIDは、ポリシールックアップに使用することができるが、必ずしもCERTペイロードには何も一致している必要はありません。両方のフィールドには、アクセス制御の決定を行うために実装によって使用することができます。使用している場合
ID_IPV4_ADDR/ID_IPV6_ADDR identity types in IDi/IDr payloads, IKEv2 does not require this address to match the address in the IP header of IKEv2 packets, or anything in the TSi/TSr payloads. The contents of IDi/IDr are used purely to fetch the policy and authentication data related to the other party.
IDiと/ IDRペイロードでID_IPV4_ADDR / ID_IPV6_ADDRアイデンティティの種類、IKEv2のは、IKEv2のパケットのIPヘッダ内のアドレス、またはをTSi /のTSRペイロードには何も一致させるために、このアドレスを必要としません。 IDiと/ IDRの内容は、他の当事者に関連するポリシーと認証データをフェッチするために純粋に使用されています。
NOTE: In IKEv1, two ID payloads were used in each direction to hold Traffic Selector (TS) information for data passing over the SA. In IKEv2, this information is carried in TS payloads (see Section 3.13).
注：IKEv1ので、2つのIDペイロードがSA上を通過するデータのためのトラフィックセレクタ（TS）情報を保持するために、各方向で使用しました。 IKEv2のでは、この情報は、TSペイロード（セクション3.13を参照）で運ばれます。
The Peer Authorization Database (PAD) as described in RFC 4301 [IPSECARCH] describes the use of the ID payload in IKEv2 and provides a formal model for the binding of identity to policy in addition to providing services that deal more specifically with the details of policy enforcement. The PAD is intended to provide a link between the SPD and the IKE Security Association management. See Section 4.4.3 of RFC 4301 for more details.
RFC 4301に記載されるようにピア許可データベース（PAD）は、[IPSECARCH]のIKEv2のIDペイロードの使用を記載し、ポリシーの詳細をより具体的に扱うサービスを提供することに加えて、ポリシーに同一の結合のための形式的なモデルを提供します執行。 PADはSPDとIKEセキュリティアソシエーション管理との間のリンクを提供することを意図しています。詳細については、RFC 4301のセクション4.4.3を参照してください。
The Identification payload consists of the IKE generic payload header followed by identification fields as follows:
次のように識別ペイロードは、識別フィールドに続くIKEジェネリックペイロードヘッダーから構成されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| ID Type | RESERVED |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Identification Data ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 11: Identification Payload Format
図11：識別ペイロードフォーマット
o ID Type (1 octet) - Specifies the type of Identification being used.
O IDタイプ（1つのオクテット） - 使用されている識別のタイプを指定します。
o RESERVED - MUST be sent as zero; MUST be ignored on receipt.
O RESERVED - ゼロとして送らなければなりません。領収書で無視しなければなりません。
o Identification Data (variable length) - Value, as indicated by the Identification Type. The length of the Identification Data is computed from the size in the ID payload header.
O識別データ（可変長） - 識別タイプによって示されるように値。識別データの長さはIDペイロードヘッダの寸法から計算されます。
The payload types for the Identification payload are thirty-five (35) for IDi and thirty-six (36) for IDr.
識別ペイロードのペイロードタイプがIDRためIDiを用三〇から五（35）と三〇から六（36）です。
The following table lists the assigned semantics for the Identification Type field. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
次の表は、識別Typeフィールドに割り当てられた意味を示しています。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
ID Type Value
-------------------------------------------------------------------
ID_IPV4_ADDR 1
A single four (4) octet IPv4 address.
ID_FQDN 2 A fully-qualified domain name string. An example of an ID_FQDN is "example.com". The string MUST NOT contain any terminators (e.g., NULL, CR, etc.). All characters in the ID_FQDN are ASCII; for an "internationalized domain name", the syntax is as defined in [IDNA], for example "xn--tmonesimerkki-bfbb.example.net".
ID_FQDN 2完全修飾ドメイン名の文字列。 ID_FQDNの例は、「example.com」です。文字列は、任意のターミネーター（例えば、NULL、CRなど）を含んでいてはなりません。 ID_FQDNのすべての文字はASCIIです。 「xn--tmonesimerkki-bfbb.example.net」は、例えば、[IDNA]で定義されるように「国際化ドメイン名」のために、シンタックスです。
ID_RFC822_ADDR 3 A fully-qualified RFC 822 email address string. An example of a ID_RFC822_ADDR is "jsmith@example.com". The string MUST NOT contain any terminators. Because of [EAI], implementations would be wise to treat this field as UTF-8 encoded text, not as pure ASCII.
ID_RFC822_ADDR 3完全修飾RFC 822のメールアドレス文字列。 ID_RFC822_ADDRの例は、「jsmith@example.com」です。文字列には任意のターミネータを含めることはできません。 [EAI]のので、実装は、UTF-8でエンコードされたテキスト、純粋なASCIIではないとして、このフィールドを治療するのが賢明だろう。
ID_IPV6_ADDR 5 A single sixteen (16) octet IPv6 address.
ID_IPV6_ADDR 5つの16（16）オクテットのIPv6アドレス。
ID_DER_ASN1_DN 9 The binary Distinguished Encoding Rules (DER) encoding of an ASN.1 X.500 Distinguished Name [PKIX].
ID_DER_ASN1_DN 9 ASN.1 X.500識別名のバイナリ識別符号化規則（DER）符号[PKIX]。
ID_DER_ASN1_GN 10 The binary DER encoding of an ASN.1 X.509 GeneralName [PKIX].
ID_DER_ASN1_GN 10 ASN.1 X.509のGeneralName [PKIX]のバイナリDERエンコーディング。
ID_KEY_ID 11 An opaque octet stream that may be used to pass vendor-specific information necessary to do certain proprietary types of identification.
ID_KEY_ID 11識別の特定の独自の種類を行うために必要なベンダー固有の情報を渡すために使用することができる不透明なオクテットストリーム。
Two implementations will interoperate only if each can generate a type of ID acceptable to the other. To assure maximum interoperability, implementations MUST be configurable to send at least one of ID_IPV4_ADDR, ID_FQDN, ID_RFC822_ADDR, or ID_KEY_ID, and MUST be configurable to accept all of these four types. Implementations SHOULD be capable of generating and accepting all of these types. IPv6-capable implementations MUST additionally be configurable to accept ID_IPV6_ADDR. IPv6-only implementations MAY be configurable to send only ID_IPV6_ADDR instead of ID_IPV4_ADDR for IP addresses.
2つの実装は、それぞれが相互に許容されるIDの種類を生成することができる場合にのみ相互運用できます。最大の相互運用性を保証するために、実装はID_IPV4_ADDR、ID_FQDN、ID_RFC822_ADDR、又はID_KEY_IDの少なくとも一方を送信するように構成可能でなければなりません、そして、これらの4種類全てを受け入れるように構成可能でなければなりません。実装は生成し、これらのタイプのすべてを受け入れることが可能でなければなりません。 IPv6対応の実装はさらにID_IPV6_ADDRを受け入れるように構成可能でなければなりません。 IPv6のみの実装では、IPアドレスの代わりにID_IPV4_ADDRだけID_IPV6_ADDRを送信するように構成してもよい（MAY）。
EAP [EAP] does not mandate the use of any particular type of identifier, but often EAP is used with Network Access Identifiers (NAIs) defined in [NAI]. Although NAIs look a bit like email addresses (e.g., "joe@example.com"), the syntax is not exactly the same as the syntax of email address in [MAILFORMAT]. For those NAIs that include the realm component, the ID_RFC822_ADDR identification type SHOULD be used. Responder implementations should not attempt to verify that the contents actually conform to the exact syntax given in [MAILFORMAT], but instead should accept any reasonable-looking NAI. For NAIs that do not include the realm component, the ID_KEY_ID identification type SHOULD be used.
EAPは、[EAP]識別子の任意の特定のタイプの使用を強制しないが、多くの場合、EAPは[NAI]で定義されたネットワークアクセス識別子（のNAI）で使用されています。 NAIは、ビットの電子メールアドレスのように見えますが（例えば、「joe@example.com」）、構文は正確に[MAILFORMAT]にメールアドレスの構文と同じではありません。レルム成分を含むこれらのNAIため、ID_RFC822_ADDR識別タイプを使用すべきです。レスポンダの実装は内容が実際に[MAILFORMAT]で与えられた正確な構文に適合していることを確認するために試みるべきではありませんが、代わりに任意の合理的に見えるNAIを受け入れる必要があります。レルム成分を含まないのNAIため、ID_KEY_ID識別タイプを使用すべきです。
The Certificate payload, denoted CERT in this document, provides a means to transport certificates or other authentication-related information via IKE. Certificate payloads SHOULD be included in an exchange if certificates are available to the sender. The Hash and URL formats of the Certificate payloads should be used in case the peer has indicated an ability to retrieve this information from elsewhere using an HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED Notify payload. Note that the term "Certificate payload" is somewhat misleading, because not all authentication mechanisms use certificates and data other than certificates may be passed in this payload.
証明書ペイロードは、本文書にCERTを表す、IKE経由で証明書や他の認証関連の情報を輸送するための手段を提供します。証明書が送信者に利用可能な場合、証明書ペイロードは交換に含まれるべきです。証明書ペイロードのハッシュとURLの形式は、ピアが他の場所でペイロードを通知HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTEDを使用してからこの情報を取得する能力を示している場合に使用されるべきです。いないすべての認証メカニズムは、証明書は、このペイロードに渡される以外の証明書とデータを使用しているため、用語「証明書のペイロードが」やや誤解を招くことに注意してください。
The Certificate payload is defined as follows:
次のように証明書のペイロードが定義されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Cert Encoding | |
+-+-+-+-+-+-+-+-+ |
~ Certificate Data ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 12: Certificate Payload Format
図12：証明書ペイロードフォーマット
o Certificate Encoding (1 octet) - This field indicates the type of certificate or certificate-related information contained in the Certificate Data field. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values
O証明書エンコーディング（1つのオクテット） - このフィールドは、証明書または証明書データフィールドに含まれる証明書に関連する情報のタイプを示します。以下の表中の値は、RFC 4306の他の値の発行日現在のもののみです
may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
それ以来、追加されたか、またはこの文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Certificate Encoding Value
----------------------------------------------------
PKCS #7 wrapped X.509 certificate 1 UNSPECIFIED
PGP Certificate 2 UNSPECIFIED
DNS Signed Key 3 UNSPECIFIED
X.509 Certificate - Signature 4
Kerberos Token 6 UNSPECIFIED
Certificate Revocation List (CRL) 7
Authority Revocation List (ARL) 8 UNSPECIFIED
SPKI Certificate 9 UNSPECIFIED
X.509 Certificate - Attribute 10 UNSPECIFIED
Raw RSA Key 11
Hash and URL of X.509 certificate 12
Hash and URL of X.509 bundle 13
o Certificate Data (variable length) - Actual encoding of certificate data. The type of certificate is indicated by the Certificate Encoding field.
O証明書データ（可変長） - 証明書データの実際のエンコーディング。証明書の種類は、証明書エンコーディングフィールドで示されています。
The payload type for the Certificate payload is thirty-seven (37).
証明書ペイロードのためのペイロードタイプは三〇から七（37）です。
Specific syntax for some of the certificate type codes above is not defined in this document. The types whose syntax is defined in this document are:
上記証明書タイプコードの一部に特異的な構文は、この文書で定義されていません。構文がこの文書で定義されているタイプは次のとおりです。
o "X.509 Certificate - Signature" contains a DER-encoded X.509 certificate whose public key is used to validate the sender's AUTH payload. Note that with this encoding, if a chain of certificates needs to be sent, multiple CERT payloads are used, only the first of which holds the public key used to validate the sender's AUTH payload.
O「X.509証明書 - 署名」とは、その公開鍵を送信者のAUTHペイロードを検証するために使用されるDERエンコードされたX.509証明書が含まれています。送信者のAUTHペイロードを検証するために使用される公開鍵を保持している唯一の最初のもの、証明書のチェーンを送信する必要がある場合は、このエンコーディングで、複数のCERTペイロードが使用されていることに注意してください。
o "Certificate Revocation List" contains a DER-encoded X.509 certificate revocation list.
O「証明書失効リストは、」DERエンコードされたX.509証明書失効リストが含まれています。
o "Raw RSA Key" contains a PKCS #1 encoded RSA key, that is, a DER-encoded RSAPublicKey structure (see [RSA] and [PKCS1]).
O "生RSAキーが" PKCS＃1を含み（[RSA]参照[PKCS1]）すなわち、DERエンコードのRSAPublicKey構造である、RSA鍵をコードしていました。
o Hash and URL encodings allow IKE messages to remain short by replacing long data structures with a 20-octet SHA-1 hash (see [SHA]) of the replaced value followed by a variable-length URL that resolves to the DER-encoded data structure itself. This improves efficiency when the endpoints have certificate data cached and makes IKE less subject to DoS attacks that become easier to mount when IKE messages are large enough to require IP fragmentation [DOSUDPPROT].
ハッシュOおよびURLエンコーディングは、DER符号化されたデータに解決可変長URL続い置換価値（[SHA]参照）IKEメッセージは20オクテットSHA-1ハッシュと長いデータ構造を交換することによって、短いままにし構造そのもの。これは、エンドポイントがキャッシュされた証明書データを持っている時の効率を向上させ、IKEメッセージは、IPフラグメンテーション[DOSUDPPROT]を必要とするのに十分な大きさときマウントしやすくなりDoS攻撃へのIKEが受けにくくなります。
The "Hash and URL of a bundle" type uses the following ASN.1 definition for the X.509 bundle:
「ハッシュとバンドルのURL」タイプは、X.509バンドルのため、以下のASN.1定義を使用しています。
CertBundle { iso(1) identified-organization(3) dod(6) internet(1) security(5) mechanisms(5) pkix(7) id-mod(0) id-mod-cert-bundle(34) }
CertBundle {ISO（1）同定された組織（3）DOD（6）インターネット（1）セキュリティ（5）メカニズム（5）PKIX（7）ID-MOD（0）ID-MOD-CERT-束（34）}
DEFINITIONS EXPLICIT TAGS ::=
BEGIN
IMPORTS Certificate, CertificateList FROM PKIX1Explicit88 { iso(1) identified-organization(3) dod(6) internet(1) security(5) mechanisms(5) pkix(7) id-mod(0) id-pkix1-explicit(18) } ;
輸入証明書、CertificateListのPKIX1Explicit88 FROM {ISO（1）同定された組織（3）DOD（6）インターネット（1）セキュリティ（5）メカニズム（5）PKIX（7）ID-MOD（0）ID-pkix1-明示（18 ）}。
CertificateOrCRL ::= CHOICE {
cert [0] Certificate,
crl [1] CertificateList }
CertificateBundle ::= SEQUENCE OF CertificateOrCRL
END
終わり
Implementations MUST be capable of being configured to send and accept up to four X.509 certificates in support of authentication, and also MUST be capable of being configured to send and accept the Hash and URL format (with HTTP URLs). Implementations SHOULD be capable of being configured to send and accept Raw RSA keys. If multiple certificates are sent, the first certificate MUST contain the public key used to sign the AUTH payload. The other certificates may be sent in any order.
実装は、認証のサポートの4つのX.509証明書を送信し、最大受け入れるように構成することができなければならない、また（HTTP URLを用いて）ハッシュとURL形式を送信して受け入れるように構成することができなければなりません。実装は生のRSA鍵を送信して受け入れるように構成することができるべきです。複数の証明書が送信される場合は、最初の証明書はAUTHペイロードを署名するために使用される公開鍵を含まなければなりません。他の証明書は、任意の順序で送信することができます。
Implementations MUST support the HTTP [HTTP] method for hash-and-URL lookup. The behavior of other URL methods [URLS] is not currently specified, and such methods SHOULD NOT be used in the absence of a document specifying them.
実装はハッシュと、URLの検索のためのHTTP [HTTP]メソッドをサポートしなければなりません。他のURLメソッドの動作[URLは]現在指定されておらず、このような方法は、それらを指定する文書が存在しない場合には使用すべきではありません。
The Certificate Request payload, denoted CERTREQ in this document, provides a means to request preferred certificates via IKE and can appear in the IKE_INIT_SA response and/or the IKE_AUTH request. Certificate Request payloads MAY be included in an exchange when the sender needs to get the certificate of the receiver.
証明書要求ペイロード、本書で示さCERTREQは、IKEを介し好ましい証明書を要求するとIKE_INIT_SA応答及び/又はIKE_AUTH要求に表示されることができる手段を提供します。証明書要求ペイロードは、送信者が受信者の証明書を取得する必要が交換に含まれるかもしれません。
The Certificate Request payload is defined as follows:
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Cert Encoding | |
+-+-+-+-+-+-+-+-+ |
~ Certification Authority ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 13: Certificate Request Payload Format
図13：証明書要求ペイロードのフォーマット
o Certificate Encoding (1 octet) - Contains an encoding of the type or format of certificate requested. Values are listed in Section 3.6.
O証明書エンコーディング（1つのオクテット） - 要求された証明書の種類または形式の符号化を含んでいます。値はセクション3.6に記載されています。
o Certification Authority (variable length) - Contains an encoding of an acceptable certification authority for the type of certificate requested.
O証明機関（可変長） - 要求された証明書の種類に許容認証局のエンコードが含まれています。
The payload type for the Certificate Request payload is thirty-eight (38).
証明書要求ペイロードのためのペイロードタイプは三〇から八（38）です。
The Certificate Encoding field has the same values as those defined in Section 3.6. The Certification Authority field contains an indicator of trusted authorities for this certificate type. The Certification Authority value is a concatenated list of SHA-1 hashes of the public keys of trusted Certification Authorities (CAs). Each is encoded as the SHA-1 hash of the Subject Public Key Info element (see section 4.1.2.7 of [PKIX]) from each Trust Anchor certificate. The 20-octet hashes are concatenated and included with no other formatting.
証明書エンコーディングフィールドは、セクション3.6で定義されたものと同じ値を持っています。認証局のフィールドには、この証明書の種類のための信頼できる当局の指標が含まれています。認証局値は、信頼できる認証局（CA）の公開鍵のSHA-1ハッシュの連結リストです。各々がサブジェクト公開鍵情報要素のSHA-1ハッシュとして符号化された各トラストアンカー証明書から（[PKIX]のセクション4.1.2.7を参照）。 20オクテットのハッシュは連結しない他のフォーマットに含まれています。
The contents of the "Certification Authority" field are defined only for X.509 certificates, which are types 4, 12, and 13. Other values SHOULD NOT be used until Standards-Track specifications that specify their use are published.
これらの使用を指定して標準化過程の仕様が公開されるまで、「認証局」フィールドの内容のみX.509タイプ4ある証明書、12、および13他の値のために定義されては使うべきではありません。
Note that the term "Certificate Request" is somewhat misleading, in that values other than certificates are defined in a "Certificate" payload and requests for those values can be present in a Certificate Request payload. The syntax of the Certificate Request payload in such cases is not defined in this document.
それは、証明書は「証明書」ペイロードに定義されており、それらの値のための要求が証明書要求ペイロードに存在することができる以外の値に用語「証明書要求」は、やや誤解を招くことに注意してください。このような場合の証明書要求ペイロードの構文は、このドキュメントで定義されていません。
The Certificate Request payload is processed by inspecting the "Cert Encoding" field to determine whether the processor has any certificates of this type. If so, the "Certification Authority" field is inspected to determine if the processor has any certificates that can be validated up to one of the specified certification authorities. This can be a chain of certificates.
証明書要求ペイロードは、プロセッサが、このタイプのすべての証明書を持っているかどうかを判断するために、「証明書エンコーディング」フィールドを調べることによって処理されます。その場合は、「認証局」のフィールドは、プロセッサは、指定された認証機関の1まで有効にすることができる任意の証明書を持っているかどうかを判断するために検査されます。これは、証明書のチェーンことができます。
If an end-entity certificate exists that satisfies the criteria specified in the CERTREQ, a certificate or certificate chain SHOULD be sent back to the certificate requestor if the recipient of the CERTREQ:
エンドエンティティ証明書は、それがCERTREQで指定された基準を満たす存在する場合、証明書または証明書チェーンはCERTREQの受信者であれば、証明書要求者に返送されるべきです。
o is configured to use certificate authentication,
Oは、証明書認証を使用するように設定され、
o is allowed to send a CERT payload,
Oは、CERTペイロードを送信することが許可されます
o has matching CA trust policy governing the current negotiation, and
oは、現在交渉を支配するCAの信頼ポリシーに合致する、としています
o has at least one time-wise and usage-appropriate end-entity certificate chaining to a CA provided in the CERTREQ.
oはCERTREQに設けCAにチェーン少なくとも一つの時間的および使用に適したエンドエンティティ証明書を有しています。
Certificate revocation checking must be considered during the chaining process used to select a certificate. Note that even if two peers are configured to use two different CAs, cross-certification relationships should be supported by appropriate selection logic.
証明書の失効チェックは、証明書を選択するために使用されるチェーン・プロセス中に考慮されなければなりません。 2つのピアが二つの異なるCAを使用するように構成されている場合でも、相互認証の関係が適切な選択ロジックによってサポートされなければならないことに留意されたいです。
The intent is not to prevent communication through the strict adherence of selection of a certificate based on CERTREQ, when an alternate certificate could be selected by the sender that would still enable the recipient to successfully validate and trust it through trust conveyed by cross-certification, CRLs, or other out-of-band configured means. Thus, the processing of a CERTREQ should be seen as a suggestion for a certificate to select, not a mandated one. If no certificates exist, then the CERTREQ is ignored. This is not an error condition of the protocol. There may be cases where there is a preferred CA sent in the CERTREQ, but an alternate might be acceptable (perhaps after prompting a human operator).
意図はCERTREQに基づいて証明書の選択の厳守を介して通信を防止するためではなく、代替の証明書が依然として正常に検証して相互認証により搬送信頼を通してそれを信頼する受信者を可能にする送信者によって選択することができる場合、 CRLの、またはその他のアウトオブバンド構成手段。したがって、CERTREQの処理は、証明書を選択するための提案ではなく、義務として見られるべきです。何の証明書が存在しない場合は、CERTREQは無視されます。これは、プロトコルのエラー条件ではありません。そこCERTREQで送信好ましいCAがある場合であってもよいが、代替的には、（おそらく人間のオペレータにプロンプトを表示した後に）許容されるかもしれません。
The HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED notification MAY be included in any message that can include a CERTREQ payload and indicates that the sender is capable of looking up certificates based on an HTTP-based URL (and hence presumably would prefer to receive certificate specifications in that format).
HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED通知がCERTREQペイロードを含み、送信者がHTTPベースのURLに基づいて証明書をルックアップすることが可能であることを示すことができる任意のメッセージに含まれるかもしれません（したがって、おそらくその形式で証明書の仕様を受け取ることを好むであろう）。
The Authentication payload, denoted AUTH in this document, contains data used for authentication purposes. The syntax of the Authentication data varies according to the Auth Method as specified below.
認証ペイロードは、表記AUTHは、この文書では、認証目的のために使用されるデータが含まれています。認証データの構文は、以下に示すように認証方法に応じて変化します。
The Authentication payload is defined as follows:
次のように認証ペイロードが定義されます。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Auth Method | RESERVED |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Authentication Data ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 14: Authentication Payload Format
図14：認証ペイロードフォーマット
o Auth Method (1 octet) - Specifies the method of authentication used. The types of signatures are listed here. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
O認証方法（1つのオクテット） - 使用される認証方法を指定します。署名の種類は、ここに記載されています。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Mechanism Value
-----------------------------------------------------------------
RSA Digital Signature 1
Computed as specified in Section 2.15 using an RSA private key
with RSASSA-PKCS1-v1_5 signature scheme specified in [PKCS1]
(implementers should note that IKEv1 used a different method for
RSA signatures). To promote interoperability, implementations
that support this type SHOULD support signatures that use SHA-1
as the hash function and SHOULD use SHA-1 as the default hash
function when generating signatures. Implementations can use the
certificates received from a given peer as a hint for selecting a
mutually understood hash function for the AUTH payload signature.
Note, however, that the hash algorithm used in the AUTH payload signature doesn't have to be the same as any hash algorithm(s) used in the certificate(s).
AUTHペイロードの署名に使用されるハッシュアルゴリズムは、証明書（複数可）で使用される任意のハッシュアルゴリズム（複数可）と同じである必要はないこと、しかし、注意してください。
Shared Key Message Integrity Code 2 Computed as specified in Section 2.15 using the shared key associated with the identity in the ID payload and the negotiated PRF.
IDペイロードと交渉しPRFでアイデンティティに関連付けられた共有キーを使用して、セクション2.15で指定された共有キーメッセージ整合性コード2コンピュー。
DSS Digital Signature 3 Computed as specified in Section 2.15 using a DSS private key (see [DSS]) over a SHA-1 hash.
DSS秘密鍵を使用して、セクション2.15で指定されたように計算DSSデジタル署名3は、SHA-1ハッシュ上（[DSS]参照します）。
o Authentication Data (variable length) - see Section 2.15.
認証データO（可変長） - セクション2.15を参照してください。
The payload type for the Authentication payload is thirty-nine (39).
認証ペイロードのためのペイロードタイプは三〇から九（39）です。
The Nonce payload, denoted as Ni and Nr in this document for the initiator's and responder's nonce, respectively, contains random data used to guarantee liveness during an exchange and protect against replay attacks.
イニシエータのと応答者のナンスについては、このドキュメントではNiとNr個と表記ナンスペイロードは、それぞれ、交換の間に生存性を保証し、リプレイ攻撃から保護するために使用されるランダムデータが含まれています。
The Nonce payload is defined as follows:
次のようにナンスペイロードが定義されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Nonce Data ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 15: Nonce Payload Format
図15：ナンスペイロードフォーマット
o Nonce Data (variable length) - Contains the random data generated by the transmitting entity.
O乱数データ（可変長） - 送信エンティティによって生成されたランダムデータが含ま。
The payload type for the Nonce payload is forty (40).
ノンスペイロードのペイロードタイプは40（40）です。
The size of the Nonce Data MUST be between 16 and 256 octets, inclusive. Nonce values MUST NOT be reused.
乱数データのサイズは16と256オクテット、包括間でなければなりません。ノンス値は再利用してはいけません。
The Notify payload, denoted N in this document, is used to transmit informational data, such as error conditions and state transitions, to an IKE peer. A Notify payload may appear in a response message (usually specifying why a request was rejected), in an INFORMATIONAL Exchange (to report an error not in an IKE request), or in any other message to indicate sender capabilities or to modify the meaning of the request.
本書ではNを付し、ペイロードを通知し、IKEピアに、そのようなエラー状態と状態遷移などの情報データを送信するために使用されます。通知ペイロードはINFORMATIONAL Exchangeで、（通常は要求が拒否された理由を指定する）応答メッセージに表示されることがあります（IKE要求でないエラーを報告する）、または任意の他のメッセージに送信者の能力を示すために、またはの意味を変更しますリクエスト。
The Notify payload is defined as follows:
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Protocol ID | SPI Size | Notify Message Type |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Security Parameter Index (SPI) ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Notification Data ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 16: Notify Payload Format
図16：ペイロードのフォーマットを通知します
o Protocol ID (1 octet) - If this notification concerns an existing SA whose SPI is given in the SPI field, this field indicates the type of that SA. For notifications concerning Child SAs, this field MUST contain either (2) to indicate AH or (3) to indicate ESP. Of the notifications defined in this document, the SPI is included only with INVALID_SELECTORS and REKEY_SA. If the SPI field is empty, this field MUST be sent as zero and MUST be ignored on receipt.
OプロトコルID（1つのオクテット） - この通知は、そのSPI SPIフィールドに与えられている既存のSAに関係する場合、このフィールドは、そのSAの種類を示します。子供のSAに関する通知の場合、このフィールドは（2）AHを示すために、または（3）ESPを示すために、どちらかが含まれなければなりません。この文書で定義された通知のうち、SPIだけINVALID_SELECTORSとREKEY_SAに含まれています。 SPIフィールドが空の場合、このフィールドはゼロとして送らなければならなくて、領収書で無視しなければなりません。
o SPI Size (1 octet) - Length in octets of the SPI as defined by the IPsec protocol ID or zero if no SPI is applicable. For a notification concerning the IKE SA, the SPI Size MUST be zero and the field must be empty.
何SPIが適用されない場合、IPsecプロトコルID、またはゼロによって定義されるSPIのオクテットの長さ - O SPIサイズ（1つのオクテット）。 IKE SAに関する通知の場合、SPIサイズはゼロでなければならないとフィールドが空でなければなりません。
o Notify Message Type (2 octets) - Specifies the type of notification message.
Oメッセージタイプ（2オクテット）を通知 - 通知メッセージのタイプを指定します。
o SPI (variable length) - Security Parameter Index.
O SPI（可変長） - セキュリティパラメータインデックス。
o Notification Data (variable length) - Status or error data transmitted in addition to the Notify Message Type. Values for this field are type specific (see below).
O通知データ（可変長） - 通知メッセージタイプに加えて、送信ステータスまたはエラーデータ。このフィールドの値は、型の特定（下記参照）です。
The payload type for the Notify payload is forty-one (41).
通知ペイロードのペイロードタイプ四十オン（41）です。
Notification information can be error messages specifying why an SA could not be established. It can also be status data that a process managing an SA database wishes to communicate with a peer process.
通知情報は、SAを確立することができなかった理由を指定したエラーメッセージすることができます。それはまた、SAデータベースを管理プロセスは、ピア・プロセスと通信することを望む状況データとすることができます。
The table below lists the Notification messages and their corresponding values. The number of different error statuses was greatly reduced from IKEv1 both for simplification and to avoid giving configuration information to probers.
以下の表は、通知メッセージとそれに対応する値を示しています。異なるエラー状態の数が大幅に簡略化するため及びプローバに設定情報を与えないために、両方のIKEv1から減少しました。
Types in the range 0 - 16383 are intended for reporting errors. An implementation receiving a Notify payload with one of these types that it does not recognize in a response MUST assume that the corresponding request has failed entirely. Unrecognized error types in a request and status types in a request or response MUST be ignored, and they should be logged.
範囲0におけるタイプ - 16383は、エラーを報告するために意図されています。それが応答で認識しないこれらのタイプのいずれかで通知ペイロードを受信実装は、対応する要求が完全に失敗したと仮定しなければなりません。要求または応答要求とステータスタイプで認識されないエラーの種類は無視されなければならない、と彼らはログに記録されなければなりません。
Notify payloads with status types MAY be added to any message and MUST be ignored if not recognized. They are intended to indicate capabilities, and as part of SA negotiation, are used to negotiate non-cryptographic parameters.
ステータスタイプと通知ペイロードは、任意のメッセージに追加されてもよいと認識されていない場合は無視しなければなりません。彼らは能力を示すことを意図しており、SAネゴシエーションの一部として、非暗号化パラメータを交渉するために使用されています。
More information on error handling can be found in Section 2.21.
エラー処理の詳細については、セクション2.21に記載されています。
The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306, plus two error types added in this document. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
以下の表中の値は、RFC 4306の発行日現在のものだけであり、加えて2つのエラータイプは、この文書に加えました。他の値は、以降に追加されていてもよい、またはこの文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
NOTIFY messages: error types Value
-------------------------------------------------------------------
UNSUPPORTED_CRITICAL_PAYLOAD 1
See Section 2.5.
INVALID_IKE_SPI 4 See Section 2.21.
INVALID_IKE_SPI 4節を参照してください2.21。
INVALID_MAJOR_VERSION 5 See Section 2.5.
INVALID_MAJOR_VERSION 5節を参照してください2.5。
INVALID_SYNTAX 7 Indicates the IKE message that was received was invalid because some type, length, or value was out of range or because the request was rejected for policy reasons. To avoid a DoS attack using forged messages, this status may only be returned for and in an encrypted packet if the Message ID and cryptographic checksum were valid. To avoid leaking information to someone probing a node, this status MUST be sent in response to any error not covered by one of the other status types. To aid debugging, more detailed error information should be written to a console or log.
INVALID_SYNTAX 7は、いくつかのタイプ、長さ、または値が範囲外か、要求がポリシー上の理由で拒否されたためであったため、受信されたIKEメッセージが無効であったことを示します。メッセージIDと暗号チェックサムが有効であった場合、偽造メッセージを使用してDoS攻撃を回避するために、この状況は唯一のため、暗号化パケットに返されることがあります。ノードのプロービング誰かに情報を漏洩しないようにするには、この状況は他のステータス・タイプのいずれかでカバーされていない任意のエラーに対応して送らなければなりません。デバッグを支援するために、より詳細なエラー情報は、コンソールまたはログに書き込む必要があります。
INVALID_MESSAGE_ID 9 See Section 2.3.
INVALID_MESSAGE_ID 9を参照してください2.3。
INVALID_SPI 11 See Section 1.5.
INVALID SPI 11節を参照してください1.5。
NO_PROPOSAL_CHOSEN 14 None of the proposed crypto suites was acceptable. This can be sent in any case where the offered proposals (including but not limited to SA payload values, USE_TRANSPORT_MODE notify, IPCOMP_SUPPORTED notify) are not acceptable for the responder. This can also be used as "generic" Child SA error when Child SA cannot be created for some other reason. See also Section 2.7.
提案された暗号スイートのNO_PROPOSAL_CHOSEN 14いずれも許容ませんでした。これは、提供される提案が（含むが、USE_TRANSPORT_MODEは通知、IPCOMP_SUPPORTEDが通知SAペイロードの値に限定されるものではない）応答のために許容されないいずれの場合にも送信することができます。チャイルドSAは、他のいくつかの理由のために作成することができないとき、これは「一般的な」子SAエラーとしても使用することができます。また、2.7節を参照してください。
INVALID_KE_PAYLOAD 17 See Sections 1.2 and 1.3.
INVALID_KE_PAYLOAD 17は、セクション1.2と1.3を参照してください。
AUTHENTICATION_FAILED 24 Sent in the response to an IKE_AUTH message when, for some reason, the authentication failed. There is no associated data. See also Section 2.21.2.
何らかの理由で、認証に失敗したときに、IKE_AUTHメッセージに応答して送信された24をAUTHENTICATION_FAILED。関連データが全くありません。また、セクション2.21.2を参照してください。
SINGLE_PAIR_REQUIRED 34 See Section 2.9.
SINGLE_PAIR_REQUIRED 34節を参照してください2.9。
NO_ADDITIONAL_SAS 35 See Section 1.3.
NO_ADDITIONAL_SAS 35節を参照してください1.3。
INTERNAL_ADDRESS_FAILURE 36 See Section 3.15.4.
INTERNAL_ADDRESS_FAILURE 36を参照してくださいセクション3.15.4。
FAILED_CP_REQUIRED 37 See Section 2.19.
FAILED_CP_REQUIRED 37節を参照してください2.19。
TS_UNACCEPTABLE 38 See Section 2.9.
TS_UNACCEPTABLE 38節を参照してください2.9。
INVALID_SELECTORS 39 MAY be sent in an IKE INFORMATIONAL exchange when a node receives an ESP or AH packet whose selectors do not match those of the SA on which it was delivered (and that caused the packet to be dropped). The Notification Data contains the start of the offending packet (as in ICMP messages) and the SPI field of the notification is set to match the SPI of the Child SA.
ノードは、そのセレクタそれが送達されたSAのものと一致する（かつ、パケットがドロップされる原因となった）ないESPまたはAHパケットを受信した場合INVALID_SELECTORS 39は、IKE INFORMATIONAL交換で送信することができます。通知データは、（ICMPメッセージのように）問題のパケットの開始が含まれており、通知のSPIフィールドは子供SAのSPIに一致するように設定されています。
TEMPORARY_FAILURE 43 See section 2.25.
TEMPORARY_FAILURE 43は、セクション2.25を参照してください。
CHILD_SA_NOT_FOUND 44 See section 2.25.
CHILD_SA_NOT_FOUND 44を参照してくださいセクション2.25。
NOTIFY messages: status types Value
-------------------------------------------------------------------
INITIAL_CONTACT 16384
See Section 2.4.
SET_WINDOW_SIZE 16385 See Section 2.3.
SET_WINDOW_SIZE 16385 2.3節参照。
ADDITIONAL_TS_POSSIBLE 16386 See Section 2.9.
ADDITIONAL_TS_POSSIBLE 16386を参照してください2.9節。
IPCOMP_SUPPORTED 16387 See Section 2.22.
IPCOMP_SUPPORTED 16387を参照してくださいセクション2.22。
NAT_DETECTION_SOURCE_IP 16388 See Section 2.23.
NAT_DETECTION_SOURCE_IP 16388を参照してくださいセクション2.23。
NAT_DETECTION_DESTINATION_IP 16389 See Section 2.23.
NAT_DETECTION_DESTINATION_IP 16389を参照してくださいセクション2.23。
COOKIE 16390 See Section 2.6.
COOKIE 16390は、2.6節を参照してください。
USE_TRANSPORT_MODE 16391 See Section 1.3.1.
USE_TRANSPORT_MODE 16391は、1.3.1項を参照してください。
HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED 16392 See Section 3.6.
HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED 16392、3.6項を参照してください。
REKEY_SA 16393 See Section 1.3.3.
REKEY_SA 16393を参照してくださいセクション1.3.3。
ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED 16394 See Section 1.3.1.
ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED 16394を参照してくださいセクション1.3.1。
NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO 16395 See Section 1.3.1.
NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO 16395を参照してくださいセクション1.3.1。
The Delete payload, denoted D in this document, contains a protocol-specific Security Association identifier that the sender has removed from its Security Association database and is, therefore, no longer valid. Figure 17 shows the format of the Delete payload. It is possible to send multiple SPIs in a Delete payload; however, each SPI MUST be for the same protocol. Mixing of protocol identifiers MUST NOT be performed in the Delete payload. It is permitted, however, to include multiple Delete payloads in a single INFORMATIONAL exchange where each Delete payload lists SPIs for a different protocol.
削除ペイロードは、示さDは、この文書では、送信者がそのセキュリティアソシエーションデータベースから削除して、それゆえ、もはや有効ではなかったプロトコル固有のセキュリティアソシエーション識別子が含まれています。図17は、削除ペイロードのフォーマットを示します。削除ペイロードに複数のSPIを送信することが可能です。しかし、各SPIは、同じプロトコルのためでなければなりません。プロトコル識別子の混合は削除ペイロードに行ってはなりません。各異なるプロトコルのペイロードリストのSPIを削除単一INFORMATIONAL交換で複数の削除ペイロードを含むように、しかし、許可されています。
Deletion of the IKE SA is indicated by a protocol ID of 1 (IKE) but no SPIs. Deletion of a Child SA, such as ESP or AH, will contain the IPsec protocol ID of that protocol (2 for AH, 3 for ESP), and the SPI is the SPI the sending endpoint would expect in inbound ESP or AH packets.
IKE SAの削除は1のプロトコルID（IKE）はないSPIで示されています。例えばESPまたはAHなどの子SA、の欠失は、（ESP用AH、3 2）そのプロトコルのIPsecプロトコルIDを含むであろうし、SPIは、送信側エンドポイントが着信ESPまたはAHパケットに期待SPIあります。
The Delete payload is defined as follows:
次のように削除ペイロードが定義されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Protocol ID | SPI Size | Num of SPIs |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Security Parameter Index(es) (SPI) ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 17: Delete Payload Format
図17：削除ペイロードのフォーマット
o Protocol ID (1 octet) - Must be 1 for an IKE SA, 2 for AH, or 3 for ESP.
OプロトコルID（1つのオクテット） - ESPのためのIKE SA 1、AH 2、又は3でなければなりません。
o SPI Size (1 octet) - Length in octets of the SPI as defined by the protocol ID. It MUST be zero for IKE (SPI is in message header) or four for AH and ESP.
O SPIサイズ（1つのオクテット） - プロトコルIDによって定義されるSPIのオクテット単位の長さ。これは、AHとESPのためのIKEゼロ（SPIがメッセージヘッダにある）または4でなければなりません。
o Num of SPIs (2 octets, unsigned integer) - The number of SPIs contained in the Delete payload. The size of each SPI is defined by the SPI Size field.
OのSPIの民（2つのオクテットの符号なし整数） - 削除ペイロードに含まのSPIの数。各SPIの大きさはSPI Size]フィールドで定義されています。
o Security Parameter Index(es) (variable length) - Identifies the specific Security Association(s) to delete. The length of this field is determined by the SPI Size and Num of SPIs fields.
Oセキュリティパラメータインデックス（ES）（可変長） - 削除するために、特定のセキュリティアソシエーション（複数可）を識別します。このフィールドの長さは、SPIのフィールドのSPIサイズとテンキーによって決定されます。
The payload type for the Delete payload is forty-two (42).
削除ペイロードのペイロードタイプは四〇から二（42）です。
The Vendor ID payload, denoted V in this document, contains a vendor-defined constant. The constant is used by vendors to identify and recognize remote instances of their implementations. This mechanism allows a vendor to experiment with new features while maintaining backward compatibility.
この文書に記載されているVで示さベンダIDペイロードは、ベンダー定義の定数を含んでいます。定数は、特定し、その実装のリモートインスタンスを認識するためにベンダーが使用されます。このメカニズムは、下位互換性を維持しながら、ベンダーが新機能を試すことができます。
A Vendor ID payload MAY announce that the sender is capable of accepting certain extensions to the protocol, or it MAY simply identify the implementation as an aid in debugging. A Vendor ID payload MUST NOT change the interpretation of any information defined in this specification (i.e., the critical bit MUST be set to 0). Multiple Vendor ID payloads MAY be sent. An implementation is not required to send any Vendor ID payload at all.
ベンダIDペイロードは、送信者がプロトコルに特定の拡張子を受け入れることが可能であることを発表する場合や、単にデバッグにおける補助として実装を識別することができます。ベンダIDペイロード（すなわち、クリティカルビットを0に設定しなければならない）、本明細書で定義された情報の解釈を変更しないでください。複数のVendor IDペイロードを送るかもしれません。実装は全くどんなVendor IDペイロードを送信するために必要とされていません。
A Vendor ID payload may be sent as part of any message. Reception of a familiar Vendor ID payload allows an implementation to make use of private use numbers described throughout this document, such as private payloads, private exchanges, private notifications, etc. Unfamiliar Vendor IDs MUST be ignored.
ベンダIDペイロードは、任意のメッセージの一部として送信されてもよいです。おなじみのベンダーIDペイロードの受信は、実装は、このようななじみのないベンダーIDは無視されなければならないなど、民間のペイロード、民間交流、民間の通知、など、この文書全体で説明した私的使用の番号の利用を行うことができます。
Writers of documents who wish to extend this protocol MUST define a Vendor ID payload to announce the ability to implement the extension in the document. It is expected that documents that gain acceptance and are standardized will be given "magic numbers" out of the Future Use range by IANA, and the requirement to use a Vendor ID will go away.
このプロトコルを拡張したい文書の作家は、文書内の拡張を実装する機能を発表するためにベンダーIDペイロードを定義しなければなりません。承認を得て、標準化された文書は、IANAによって将来の使用の範囲外の「マジックナンバー」与えられますし、ベンダーIDを使用する必要が離れて行くことが期待されます。
The Vendor ID payload fields are defined as follows:
次のようにベンダーIDペイロードフィールドが定義されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Vendor ID (VID) ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 18: Vendor ID Payload Format
図18：ベンダーIDペイロードフォーマット
o Vendor ID (variable length) - It is the responsibility of the person choosing the Vendor ID to assure its uniqueness in spite of the absence of any central registry for IDs. Good practice is to include a company name, a person name, or some such information. If you want to show off, you might include the latitude and longitude and time where you were when you chose the ID and some random input. A message digest of a long unique string is preferable to the long unique string itself.
OベンダーID（可変長） - これは、IDのいずれかの中央レジストリの不在にもかかわらず、その一意性を保証するためにベンダーIDを選択する人の責任です。グッドプラクティスは、会社名、人物名、またはそのようないくつかの情報を含めることです。あなたが誇示したい場合は、緯度と経度、あなたはIDといくつかのランダムな入力を選択したときにいた時間が含まれる場合があります。長い一意の文字列のメッセージダイジェストは長い一意の文字列自体に好ましいです。
The payload type for the Vendor ID payload is forty-three (43).
ベンダIDペイロードのためのペイロードタイプは四〇から三（43）です。
The Traffic Selector payload, denoted TS in this document, allows peers to identify packet flows for processing by IPsec security services. The Traffic Selector payload consists of the IKE generic payload header followed by individual Traffic Selectors as follows:
トラフィックセレクタペイロードは、この文書の表記TS、ピアはパケットがIPsecセキュリティサービスによって処理するためにフローを識別することができます。次のようにトラフィックセレクタペイロードは、個々のトラフィックセレクタ続いIKEジェネリックペイロードヘッダーから構成されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Number of TSs | RESERVED |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ <Traffic Selectors> ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 19: Traffic Selectors Payload Format
図19：トラフィックセレクタペイロードフォーマット
o Number of TSs (1 octet) - Number of Traffic Selectors being provided.
OのTSの番号（1つのオクテット） - 提供されるトラフィックセレクタの数。
o RESERVED - This field MUST be sent as zero and MUST be ignored on receipt.
RESERVED○ - このフィールドはゼロとして送らなければならなくて、領収書で無視しなければなりません。
o Traffic Selectors (variable length) - One or more individual Traffic Selectors.
Oトラフィックセレクタ（可変長） - 1つのまたは複数の個々のトラフィックセレクタ。
The length of the Traffic Selector payload includes the TS header and all the Traffic Selectors.
トラフィックセレクタペイロードの長さは、TSヘッダとすべてのトラフィックセレクタを含みます。
The payload type for the Traffic Selector payload is forty-four (44) for addresses at the initiator's end of the SA and forty-five (45) for addresses at the responder's end.
トラフィックセレクタペイロードのペイロードタイプは、応答の終了時にアドレスのイニシエータのSAの終わりと45（45）におけるアドレスの四〇から四（44）です。
There is no requirement that TSi and TSr contain the same number of individual Traffic Selectors. Thus, they are interpreted as follows: a packet matches a given TSi/TSr if it matches at least one of the individual selectors in TSi, and at least one of the individual selectors in TSr.
TSiとTSRは、個々のトラフィックセレクタの同じ番号を含む必要はありません。それをTSiの個々のセレクタのうちの少なくとも一つ、及びTSRの個々のセレクタのうち少なくとも一つと一致する場合、パケットは、所与をTSi / TSrを一致します。次のようにこのように、それらが解釈されます。
For instance, the following Traffic Selectors:
たとえば、次のトラフィックセレクタ：
TSi = ((17, 100, 198.51.100.66-198.51.100.66), (17, 200, 198.51.100.66-198.51.100.66)) TSr = ((17, 300, 0.0.0.0-255.255.255.255), (17, 400, 0.0.0.0-255.255.255.255))
=（（17、100、198.51.100.66-198.51.100.66）、（17、200、198.51.100.66-198.51.100.66））TSrを=（（17、300、0.0.0.0〜255.255.255.255）、（17 、400、0.0.0.0〜255.255.255.255））
would match UDP packets from 198.51.100.66 to anywhere, with any of the four combinations of source/destination ports (100,300), (100,400), (200,300), and (200, 400).
ソース/宛先ポートの4つの組み合わせ（100,300）、（100,400）、（200,300）のいずれかと、どこに198.51.100.66からUDPパケットを一致、及び（200、400）であろう。
Thus, some types of policies may require several Child SA pairs. For instance, a policy matching only source/destination ports (100,300) and (200,400), but not the other two combinations, cannot be negotiated as a single Child SA pair.
このように、政策のいくつかの種類がいくつかの子SAのペアを必要とするかもしれません。例えば、唯一のソース/宛先ポート（100,300）および（200,400）はなく、他の二つの組み合わせに一致するポリシーは、単一の子SAのペアとしてネゴシエートすることはできません。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| TS Type |IP Protocol ID*| Selector Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Start Port* | End Port* |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Starting Address* ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Ending Address* ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 20: Traffic Selector
図20：トラフィックセレクタ
*Note: All fields other than TS Type and Selector Length depend on the TS Type. The fields shown are for TS Types 7 and 8, the only two values currently defined.
*注意：TSタイプとセレクタの長さ以外のすべてのフィールドはTSタイプによって異なります。示されたフィールドは、TSタイプ7,8のために、2つのだけの値が現在定義されています。
o TS Type (one octet) - Specifies the type of Traffic Selector.
O TSタイプ（1つのオクテットは） - トラフィックセレクタのタイプを指定します。
o IP protocol ID (1 octet) - Value specifying an associated IP protocol ID (such as UDP, TCP, and ICMP). A value of zero means that the protocol ID is not relevant to this Traffic Selector -- the SA can carry all protocols.
O IPプロトコルID（1つのオクテット） - （例えば、UDP、TCP、およびICMPなどの）関連するIPプロトコルIDを指定する値。ゼロの値は、プロトコルIDは、このトラフィックセレクタに関連していないことを意味 - SAは、すべてのプロトコルを運ぶことができます。
o Selector Length - Specifies the length of this Traffic Selector substructure including the header.
Oセレクタの長さ - ヘッダーを含むこのトラフィックセレクタ下部構造の長さを指定します。
o Start Port (2 octets, unsigned integer) - Value specifying the smallest port number allowed by this Traffic Selector. For protocols for which port is undefined (including protocol 0), or if all ports are allowed, this field MUST be zero. ICMP and ICMPv6 Type and Code values, as well as Mobile IP version 6 (MIPv6) mobility header (MH) Type values, are represented in this field as specified in Section 4.4.1.1 of [IPSECARCH]. ICMP Type and Code values are treated as a single 16-bit integer port number, with Type in the most significant eight bits and Code in the least significant eight bits. MIPv6 MH Type values are treated as a single 16-bit integer port number, with Type in the most significant eight bits and the least significant eight bits set to zero.
Oスタートポート（2つのオクテット、符号なし整数） - このトラフィックセレクタで許可されている最小のポート番号を指定する値。プロトコルのポートは、（プロトコル0を含む）定義されていない、またはすべてのポートが許可されている場合、このフィールドはゼロでなければならないため。 【IPSECARCH]のセクション4.4.1.1で指定されるようにICMPおよびICMPv6のタイプとコード値、ならびにモバイルIPバージョン6（MIPv6の）モビリティヘッダ（MH）の値を入力し、このフィールドに示されています。 ICMPタイプとコード値は、最下位の8ビットで最上位8ビットおよびコードを入力して、1つの16ビット整数のポート番号として扱われます。 MIPv6のMHタイプ値は、最上位8ビットはゼロに設定最下位8ビットを入力して、1つの16ビット整数のポート番号として扱われます。
o End Port (2 octets, unsigned integer) - Value specifying the largest port number allowed by this Traffic Selector. For protocols for which port is undefined (including protocol 0), or if all ports are allowed, this field MUST be 65535. ICMP and ICMPv6 Type and Code values, as well as MIPv6 MH Type values, are represented in this field as specified in Section 4.4.1.1 of [IPSECARCH]. ICMP Type and Code values are treated as a single 16-bit integer port number, with Type in the most significant eight bits and Code in the least significant eight bits. MIPv6 MH Type values are treated as a single 16-bit integer port number, with Type in the most significant eight bits and the least significant eight bits set to zero.
エンドポートO（2つのオクテット、符号なし整数） - このトラフィックセレクタで許可されている最大のポート番号を指定する値。で指定されたポートは、（プロトコル0を含む）定義されていない、またはすべてのポートが許可されている場合、このフィールドは65535 ICMPおよびICMPv6のタイプとコード値、ならびにMIPv6のMHタイプ値でなければならないためのプロトコルの場合、このフィールドで表され[IPSECARCH]のセクション4.4.1.1。 ICMPタイプとコード値は、最下位の8ビットで最上位8ビットおよびコードを入力して、1つの16ビット整数のポート番号として扱われます。 MIPv6のMHタイプ値は、最上位8ビットはゼロに設定最下位8ビットを入力して、1つの16ビット整数のポート番号として扱われます。
o Starting Address - The smallest address included in this Traffic Selector (length determined by TS Type).
O開始アドレス - 最小のアドレスは（TSタイプによって決定される長さ）は、このトラフィックセレクタに含まれています。
o Ending Address - The largest address included in this Traffic Selector (length determined by TS Type).
O終了アドレス - 最大のアドレスは（TSタイプによって決定される長さ）は、このトラフィックセレクタに含まれています。
Systems that are complying with [IPSECARCH] that wish to indicate "ANY" ports MUST set the start port to 0 and the end port to 65535; note that according to [IPSECARCH], "ANY" includes "OPAQUE". Systems working with [IPSECARCH] that wish to indicate "OPAQUE" ports, but not "ANY" ports, MUST set the start port to 65535 and the end port to 0.
示したい[IPSECARCH]に準拠しているシステムは、「ANY」のポートが0に開始ポート65535にエンドポートを設定しなければなりません。 [IPSECARCH]によると、 "ANY" は "OPAQUE" が含まれることに注意してください。 「OPAQUE」ポートを示したい[IPSECARCH]で作業をシステムではなく、「ANY」のポートは、65535に開始ポートと0に終了ポートを設定しなければなりません。
The Traffic Selector types 7 and 8 can also refer to ICMP or ICMPv6 type and code fields, as well as MH Type fields for the IPv6 mobility header [MIPV6]. Note, however, that neither ICMP nor MIPv6 packets have separate source and destination fields. The method for specifying the Traffic Selectors for ICMP and MIPv6 is shown by example in Section 4.4.1.3 of [IPSECARCH].
トラフィックセレクタタイプ7,8はまたIPv6のモビリティヘッダ[MIPV6]をICMPまたはICMPv6のタイプ及びコードフィールド、ならびにMHタイプフィールドを参照することができます。 ICMPやMIPv6のどちらのパケットが別々の送信元と送信先のフィールドを持っていること、しかし、注意してください。 ICMPおよびMIPv6のためのトラフィックセレクタを指定するための方法は、[IPSECARCH]のセクション4.4.1.3例によって示されています。
The following table lists values for the Traffic Selector Type field and the corresponding Address Selector Data. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
トラフィックセレクタTypeフィールドのための次の表の値と対応するアドレスセレクタデータ。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
TS Type Value
-------------------------------------------------------------------
TS_IPV4_ADDR_RANGE 7
A range of IPv4 addresses, represented by two four-octet
values. The first value is the beginning IPv4 address
(inclusive) and the second value is the ending IPv4 address
(inclusive). All addresses falling between the two specified
addresses are considered to be within the list.
TS_IPV6_ADDR_RANGE 8
TS_IPV6_ADDR_RANGE 8
A range of IPv6 addresses, represented by two sixteen-octet
values. The first value is the beginning IPv6 address
(inclusive) and the second value is the ending IPv6 address
(inclusive). All addresses falling between the two specified
addresses are considered to be within the list.
The Encrypted payload, denoted SK{...} in this document, contains other payloads in encrypted form. The Encrypted payload, if present in a message, MUST be the last payload in the message. Often, it is the only payload in the message. This payload is also called the "Encrypted and Authenticated" payload.
暗号化されたペイロードは、本書でSK {...}を付し、暗号化された形で他のペイロードを含んでいます。暗号化されたペイロードは、メッセージ中に存在する場合、メッセージの最後のペイロードでなければなりません。多くの場合、それはメッセージで唯一のペイロードです。このペイロードは、「暗号化と認証」ペイロードと呼ばれています。
The algorithms for encryption and integrity protection are negotiated during IKE SA setup, and the keys are computed as specified in Sections 2.14 and 2.18.
暗号化と完全性保護のためのアルゴリズムは、IKE SAのセットアップ中にネゴシエートされ、セクション2.14と2.18で指定されたキーが計算されます。
This document specifies the cryptographic processing of Encrypted payloads using a block cipher in CBC mode and an integrity check algorithm that computes a fixed-length checksum over a variable size message. The design is modeled after the ESP algorithms described in RFCs 2104 [HMAC], 4303 [ESP], and 2451 [ESPCBC]. This document completely specifies the cryptographic processing of IKE data, but those documents should be consulted for design rationale. Future documents may specify the processing of Encrypted payloads for other types of transforms, such as counter mode encryption and authenticated encryption algorithms. Peers MUST NOT negotiate transforms for which no such specification exists.
この文書では、CBCモードでブロック暗号及び可変サイズのメッセージ上の固定長チェックサムを計算する整合性チェックアルゴリズムを用いて暗号化ペイロードの暗号処理を指定します。設計は、2451 [ESPCBC]のRFC 2104 [HMAC]、4303 [ESP]に記載のESPアルゴリズムをモデルにした、とされています。この文書では、完全にIKEデータの暗号処理を指定しますが、それらの文書は、設計根拠のために相談する必要があります。将来の文書は、このようなカウンタモードの暗号化および認証された暗号化アルゴリズムとして変換の他のタイプのための暗号化されたペイロードの処理を指定することもできます。ピアは、そのような仕様が存在しないため、変換を交渉してはなりません。
When an authenticated encryption algorithm is used to protect the IKE SA, the construction of the Encrypted payload is different than what is described here. See [AEAD] for more information on authenticated encryption algorithms and their use in ESP.
認証された暗号化アルゴリズムは、IKE SAを保護するために使用されている場合は、暗号化されたペイロードの建設は、ここで説明されているものとは異なります。認証された暗号化アルゴリズムとESPでの使用の詳細については、[AEAD]を参照してください。
The payload type for an Encrypted payload is forty-six (46). The Encrypted payload consists of the IKE generic payload header followed by individual fields as follows:
暗号化されたペイロードのためのペイロードタイプは四〇から六（46）です。次のように暗号化されたペイロードは、個々のフィールドが続くIKEジェネリックペイロードヘッダーから構成されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Initialization Vector |
| (length is block size for encryption algorithm) |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
~ Encrypted IKE Payloads ~
+ +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| | Padding (0-255 octets) |
+-+-+-+-+-+-+-+-+ +-+-+-+-+-+-+-+-+
| | Pad Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
~ Integrity Checksum Data ~
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 21: Encrypted Payload Format
図21：暗号化されたペイロードフォーマット
o Next Payload - The payload type of the first embedded payload. Note that this is an exception in the standard header format, since the Encrypted payload is the last payload in the message and therefore the Next Payload field would normally be zero. But because the content of this payload is embedded payloads and there was no natural place to put the type of the first one, that type is placed here.
O次にペイロード - 最初の埋め込みペイロードのペイロードタイプ。暗号化されたペイロードは、メッセージの最後のペイロードであるため、次にペイロードフィールドは通常ゼロになるので、これは、標準ヘッダフォーマットで例外であることに留意されたいです。しかし、このためにペイロードの内容は、ペイロードを埋め込まれており、最初のものの種類を置くためまったく自然な場所は、その型がここに配置され、ありませんでした。
o Payload Length - Includes the lengths of the header, initialization vector (IV), Encrypted IKE payloads, Padding, Pad Length, and Integrity Checksum Data.
Oペイロードの長さ - ヘッダの長さは、初期化ベクトル（IV）、暗号化されたIKEペイロード、パディング、パディング長、及び整合性チェックサムデータを含みます。
o Initialization Vector - For CBC mode ciphers, the length of the initialization vector (IV) is equal to the block length of the underlying encryption algorithm. Senders MUST select a new unpredictable IV for every message; recipients MUST accept any value. The reader is encouraged to consult [MODES] for advice on IV generation. In particular, using the final ciphertext block of the previous message is not considered unpredictable. For modes other than CBC, the IV format and processing is specified in the document specifying the encryption algorithm and mode.
O初期化ベクトルは、 - CBCモード暗号の場合、初期化ベクトル（IV）の長さは、基礎となる暗号アルゴリズムのブロック長に等しいです。送信者は、メッセージごとに新しい予測不可能なIVを選択する必要があります。受信者は、任意の値を受け入れなければなりません。読者はIV世代上のアドバイスを[モード]に相談することが奨励されます。具体的には、前のメッセージの最後の暗号文ブロックを使用すると、予期しないとは見なされません。 CBC以外のモードの場合は、IV形式および処理は、暗号化アルゴリズムおよびモードを指定する文書に指定されています。
o IKE payloads are as specified earlier in this section. This field is encrypted with the negotiated cipher.
O IKEペイロードは、以前のように、このセクションで指定されています。このフィールドは、交渉された暗号で暗号化されています。
o Padding MAY contain any value chosen by the sender, and MUST have a length that makes the combination of the payloads, the Padding, and the Pad Length to be a multiple of the encryption block size. This field is encrypted with the negotiated cipher.
Oパディングは送信者によって選択された任意の値を含むことができ、ペイロードの組み合わせ、パディング、パッド長が暗号ブロックサイズの倍数であることができる長さでなければなりません。このフィールドは、交渉された暗号で暗号化されています。
o Pad Length is the length of the Padding field. The sender SHOULD set the Pad Length to the minimum value that makes the combination of the payloads, the Padding, and the Pad Length a multiple of the block size, but the recipient MUST accept any length that results in proper alignment. This field is encrypted with the negotiated cipher.
Oパッドの長さは、パディングフィールドの長さです。送信側はペイロード、パディングの組み合わせを行う最小値、およびパッド長ブロックサイズの倍数にパッドの長さを設定する必要がありますが、受信者が適切な位置合わせをもたらす任意の長さを受け入れなければなりません。このフィールドは、交渉された暗号で暗号化されています。
o Integrity Checksum Data is the cryptographic checksum of the entire message starting with the Fixed IKE header through the Pad Length. The checksum MUST be computed over the encrypted message. Its length is determined by the integrity algorithm negotiated.
O整合性チェックサムデータは、パッドの長さを介して固定IKEヘッダから始まるメッセージ全体の暗号チェックサムです。チェックサムは暗号化されたメッセージの上に計算しなければなりません。その長さは、ネゴシエート整合性アルゴリズムによって決定されます。
The Configuration payload, denoted CP in this document, is used to exchange configuration information between IKE peers. The exchange is for an IRAC to request an internal IP address from an IRAS and to exchange other information of the sort that one would acquire with Dynamic Host Configuration Protocol (DHCP) if the IRAC were directly connected to a LAN.
本書ではCPと表記設定ペイロードは、IKEピアの間で構成情報を交換するために使用されます。 IRACは、IRASから内部IPアドレスを要求するとIRACが直接LANに接続されていた場合は、1つは、動的ホスト構成プロトコル（DHCP）で買収する一種の他の情報を交換するための交換です。
The Configuration payload is defined as follows:
以下のように設定ペイロードが定義されています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| CFG Type | RESERVED |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Configuration Attributes ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 22: Configuration Payload Format
図22：設定ペイロードのフォーマット
The payload type for the Configuration payload is forty-seven (47).
設定ペイロードのためのペイロードタイプは四〇から七（47）です。
o CFG Type (1 octet) - The type of exchange represented by the Configuration Attributes. The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306. Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
O CFGタイプ（1つのオクテット） - コンフィギュレーション属性によって表される交換のタイプ。次の表の値は、以降に追加されていてもよいRFC 4306他の値の発行日現在のもののみであるか、または本文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
CFG Type Value
--------------------------
CFG_REQUEST 1
CFG_REPLY 2
CFG_SET 3
CFG_ACK 4
o RESERVED (3 octets) - MUST be sent as zero; MUST be ignored on receipt.
RESERVED（3つのオクテット）O - ゼロとして送らなければなりません。領収書で無視しなければなりません。
o Configuration Attributes (variable length) - These are type length value (TLV) structures specific to the Configuration payload and are defined below. There may be zero or more Configuration Attributes in this payload.
O構成は、（可変長）属性 - これらは設定ペイロードに特定のタイプ長さ値（TLV）構造であり、以下に定義されます。このペイロードにはゼロまたはそれ以上の構成属性があるかもしれません。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
|R| Attribute Type | Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ Value ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 23: Configuration Attribute Format
図23：設定属性フォーマット
o Reserved (1 bit) - This bit MUST be set to zero and MUST be ignored on receipt.
O予約（1ビット） - このビットはゼロに設定しなければならなくて、領収書の上で無視しなければなりません。
o Attribute Type (15 bits) - A unique identifier for each of the Configuration Attribute Types.
O属性タイプ（15ビット） - コンフィギュレーションのそれぞれの一意の識別子は、属性タイプ。
o Length (2 octets, unsigned integer) - Length in octets of value.
O長（2つのオクテットの符号なし整数） - 値のオクテットの長さ。
o Value (0 or more octets) - The variable-length value of this Configuration Attribute. The following lists the attribute types.
O値（0以上のオクテット） - この設定項目の可変長値。以下は、属性の種類を示しています。
The values in the following table are only current as of the publication date of RFC 4306 (except INTERNAL_ADDRESS_EXPIRY and INTERNAL_IP6_NBNS which were removed by this document). Other values may have been added since then or will be added after the publication of this document. Readers should refer to [IKEV2IANA] for the latest values.
以下の表の値は、（本文書により除去しINTERNAL_ADDRESS_EXPIRYとINTERNAL_IP6_NBNS除く）RFC 4306の発行日現在のもののみです。他の値は、以降に追加されていてもよい、またはこの文書の発行後に追加されます。読者は、最新の値について[IKEV2IANA]を参照してください。
Attribute Type Value Multi-Valued Length
------------------------------------------------------------
INTERNAL_IP4_ADDRESS 1 YES* 0 or 4 octets
INTERNAL_IP4_NETMASK 2 NO 0 or 4 octets
INTERNAL_IP4_DNS 3 YES 0 or 4 octets
INTERNAL_IP4_NBNS 4 YES 0 or 4 octets
INTERNAL_IP4_DHCP 6 YES 0 or 4 octets
APPLICATION_VERSION 7 NO 0 or more
INTERNAL_IP6_ADDRESS 8 YES* 0 or 17 octets
INTERNAL_IP6_DNS 10 YES 0 or 16 octets
INTERNAL_IP6_DHCP 12 YES 0 or 16 octets
INTERNAL_IP4_SUBNET 13 YES 0 or 8 octets
SUPPORTED_ATTRIBUTES 14 NO Multiple of 2
INTERNAL_IP6_SUBNET 15 YES 17 octets
* These attributes may be multi-valued on return only if multiple values were requested.
*これらの属性は、多値複数の値が要求された場合にのみ、リターン上にあってもよいです。
o INTERNAL_IP4_ADDRESS, INTERNAL_IP6_ADDRESS - An address on the internal network, sometimes called a red node address or private address, and it MAY be a private address on the Internet. In a request message, the address specified is a requested address (or a zero-length address if no specific address is requested). If a specific address is requested, it likely indicates that a previous connection existed with this address and the requestor would like to reuse that address. With IPv6, a requestor MAY supply the low-order address octets it wants to use. Multiple internal addresses MAY be requested by requesting multiple internal address attributes. The responder MAY only send up to the number of addresses requested. The INTERNAL_IP6_ADDRESS is made up of two fields: the first is a 16-octet IPv6 address, and the second is a one-octet prefix-length as defined in [ADDRIPV6]. The requested address is valid as long as this IKE SA (or its rekeyed successors) requesting the address is valid. This is described in more detail in Section 3.15.3.
O INTERNAL_IP4_ADDRESS、INTERNAL_IP6_ADDRESS - 内部ネットワーク上のアドレスは、時々赤いノードアドレスやプライベートアドレスと呼ばれ、それは、インターネット上のプライベートアドレスであってもよいです。要求メッセージに、指定されたアドレスは、要求されたアドレス（または特別なアドレスが要求されていない場合、長さゼロのアドレス）です。特定のアドレスが要求された場合、それはおそらく、前の接続はこのアドレスで存在し、要求者がそのアドレスを再利用したいことを示しています。 IPv6では、要求者は、それが使用したい下位アドレスオクテットを供給することができます。複数の内部アドレスは、複数の内部アドレス属性を要求することにより要求される場合があります。応答者は、要求のアドレスの数まで送るかもしれません。 INTERNAL_IP6_ADDRESS 2つのフィールドから構成されている：最初の16オクテットのIPv6アドレスであり、第二は、[ADDRIPV6]で定義されるように1オクテットのプレフィックス長です。要求されたアドレスは、アドレスが有効である要求し、このIKE SA（またはその後継リキー）限り有効です。これは、セクション3.15.3に詳細に記載されています。
o INTERNAL_IP4_NETMASK - The internal network's netmask. Only one netmask is allowed in the request and response messages (e.g., 255.255.255.0), and it MUST be used only with an INTERNAL_IP4_ADDRESS attribute. INTERNAL_IP4_NETMASK in a CFG_REPLY means roughly the same thing as INTERNAL_IP4_SUBNET containing the same information ("send traffic to these addresses through me"), but also implies a link boundary. For instance, the client could use its own address and the netmask to calculate the broadcast address of the link. An empty INTERNAL_IP4_NETMASK attribute can be included in a CFG_REQUEST to request this information (although the gateway can send the information even when not requested). Non-empty values for this attribute in a CFG_REQUEST do not make sense and thus MUST NOT be included.
O INTERNAL_IP4_NETMASK - 内部ネットワークのネットマスク。唯一のネットマスクは、要求メッセージと応答メッセージ（例えば、255.255.255.0）で許可され、それはINTERNAL_IP4_ADDRESS属性でのみ使用されなければなりません。 CFG_REPLYでINTERNAL_IP4_NETMASKは（「私を通してこれらのアドレスにトラフィックを送信」）と同じ情報を含むINTERNAL_IP4_SUBNETとほぼ同じことを意味するだけでなく、リンクの境界を意味します。例えば、クライアントは、リンクのブロードキャストアドレスを計算するために、独自のアドレスとネットマスクを使用することができます。空INTERNAL_IP4_NETMASK属性は、（ゲートウェイが要求されていない情報を送信することができるが）、この情報を要求するCFG_REQUESTに含めることができます。 CFG_REQUESTでこの属性の非空の値は意味がありませんので、含んではいけません。
o INTERNAL_IP4_DNS, INTERNAL_IP6_DNS - Specifies an address of a DNS server within the network. Multiple DNS servers MAY be requested. The responder MAY respond with zero or more DNS server attributes.
O INTERNAL_IP4_DNS、INTERNAL_IP6_DNSは - ネットワーク内のDNSサーバーのアドレスを指定します。複数のDNSサーバは、要求される場合があります。応答者はゼロ以上のDNSサーバの属性で応答することができます。
o INTERNAL_IP4_NBNS - Specifies an address of a NetBios Name Server (WINS) within the network. Multiple NBNS servers MAY be requested. The responder MAY respond with zero or more NBNS server attributes.
O INTERNAL_IP4_NBNSは - ネットワーク内のNetBIOSネームサーバ（WINS）のアドレスを指定します。複数のNBNSサーバは、要求される場合があります。応答者はゼロ以上のNBNSサーバ属性で応じるかもしれません。
o INTERNAL_IP4_DHCP, INTERNAL_IP6_DHCP - Instructs the host to send any internal DHCP requests to the address contained within the attribute. Multiple DHCP servers MAY be requested. The responder MAY respond with zero or more DHCP server attributes.
O INTERNAL_IP4_DHCP、INTERNAL_IP6_DHCPは - 属性内に含まれるアドレスに任意の内部DHCP要求を送信するためにホストに指示します。複数のDHCPサーバは、要求される場合があります。応答者はゼロ以上のDHCPサーバ属性で応じるかもしれません。
o APPLICATION_VERSION - The version or application information of the IPsec host. This is a string of printable ASCII characters that is NOT null terminated.
O APPLICATION_VERSION - のIPsecホストのバージョンやアプリケーション情報。これは、NULL終端されていない印刷可能なASCII文字の文字列です。
o INTERNAL_IP4_SUBNET - The protected sub-networks that this edge-device protects. This attribute is made up of two fields: the first being an IP address and the second being a netmask. Multiple sub-networks MAY be requested. The responder MAY respond with zero or more sub-network attributes. This is discussed in more detail in Section 3.15.2.
O INTERNAL_IP4_SUBNET - このエッジデバイスが保護する保護サブネットワーク。この属性は、二つのフィールドで構成されています。最初は、IPアドレスとネットマスクである第2のもの。複数のサブネットワークが要求されることがあります。応答者はゼロ以上のサブネットワーク属性で応答することができます。これは、セクション3.15.2で詳しく説明されています。
o SUPPORTED_ATTRIBUTES - When used within a Request, this attribute MUST be zero-length and specifies a query to the responder to reply back with all of the attributes that it supports. The response contains an attribute that contains a set of attribute identifiers each in 2 octets. The length divided by 2 (octets) would state the number of supported attributes contained in the response.
O SUPPORTED_ATTRIBUTES - リクエスト内で使用する場合、この属性はゼロの長さと、それがサポートするすべての属性に返信するレスポンダにクエリを指定しなければなりません。応答は2つのオクテットで、属性識別子それぞれのセットが含まれている属性が含まれています。 2（オクテット）で割った長さは、応答に含まれているサポートされる属性の数を述べることになります。
o INTERNAL_IP6_SUBNET - The protected sub-networks that this edge-device protects. This attribute is made up of two fields: the first is a 16-octet IPv6 address, and the second is a one-octet prefix-length as defined in [ADDRIPV6]. Multiple sub-networks MAY be requested. The responder MAY respond with zero or more sub-network attributes. This is discussed in more detail in Section 3.15.2.
O INTERNAL_IP6_SUBNET - このエッジデバイスが保護する保護サブネットワーク。この属性は、二つのフィールドから構成されている：最初の16オクテットのIPv6アドレスであり、第二は、[ADDRIPV6]で定義されるように1オクテットのプレフィックス長です。複数のサブネットワークが要求されることがあります。応答者はゼロ以上のサブネットワーク属性で応答することができます。これは、セクション3.15.2で詳しく説明されています。
Note that no recommendations are made in this document as to how an implementation actually figures out what information to send in a response. That is, we do not recommend any specific method of an IRAS determining which DNS server should be returned to a requesting IRAC.
何の勧告は実装が実際に応答して送信するためにどのような情報割り出し方法として、この文書では行われないことに注意してください。つまり、私たちは、DNSサーバが要求IRACに返されるべきかを決定IRASのいずれかの具体的な方法をお勧めしません。
The CFG_REQUEST and CFG_REPLY pair allows an IKE endpoint to request information from its peer. If an attribute in the CFG_REQUEST Configuration payload is not zero-length, it is taken as a suggestion for that attribute. The CFG_REPLY Configuration payload MAY return that value, or a new one. It MAY also add new attributes and not include some requested ones. Unrecognized or unsupported attributes MUST be ignored in both requests and responses.
CFG_REQUESTとCFG_REPLY一対IKEエンドポイントがそのピアからの情報を要求することを可能にします。 CFG_REQUEST設定ペイロード内の属性がゼロ長でない場合は、その属性の提案としています。 CFG_REPLY設定ペイロードは、その値、または新しいものを返す場合があります。また、新しい属性を追加し、いくつかの要求されたものを含んでいなくてもよいです。認識されないまたはサポートされていない属性は、要求と応答の両方で無視しなければなりません。
The CFG_SET and CFG_ACK pair allows an IKE endpoint to push configuration data to its peer. In this case, the CFG_SET Configuration payload contains attributes the initiator wants its peer to alter. The responder MUST return a Configuration payload if it accepted any of the configuration data and it MUST contain the attributes that the responder accepted with zero-length data. Those attributes that it did not accept MUST NOT be in the CFG_ACK Configuration payload. If no attributes were accepted, the responder MUST return either an empty CFG_ACK payload or a response message without a CFG_ACK payload. There are currently no defined uses for the CFG_SET/CFG_ACK exchange, though they may be used in connection with extensions based on Vendor IDs. An implementation of this specification MAY ignore CFG_SET payloads.
CFG_SETとCFG_ACKペアがそのピアにコンフィギュレーションデータをプッシュするIKE終点を可能にします。この場合、CFG_SET設定ペイロードは、イニシエータが、そのピアが変更したい属性が含まれています。それは、構成データのいずれかを受け入れた場合、レスポンダは、設定ペイロードを返さなければならないし、それが応答者が長さゼロのデータで受け入れ属性を含まなければなりません。それは受け入れなかったこれらの属性は、CFG_ACK設定ペイロード中であってはなりません。属性が受け入れられなかった場合は、応答者はCFG_ACKペイロードなしで空CFG_ACKペイロードまたは応答メッセージのどちらかを返さなければなりません。彼らはベンダーIDに基づいて拡張子に関連して使用することができるものの全く規定された使用は、CFG_SET / CFG_ACK交換のために、現在はありません。この仕様の実装は、CFG_SETペイロードを無視するかもしれません。
INTERNAL_IP4/6_SUBNET attributes can indicate additional subnets, ones that need one or more separate SAs, that can be reached through the gateway that announces the attributes. INTERNAL_IP4/6_SUBNET attributes may also express the gateway's policy about what traffic should be sent through the gateway; the client can choose whether other traffic (covered by TSr, but not in INTERNAL_IP4/6_SUBNET) is sent through the gateway or directly to the destination. Thus, traffic to the addresses listed in the INTERNAL_IP4/6_SUBNET attributes should be sent through the gateway that announces the attributes. If there are no existing Child SAs whose Traffic Selectors cover the address in question, new SAs need to be created.
INTERNAL_IP4 / 6_SUBNET属性は、属性を発表ゲートウェイを介して到達することができ、追加のサブネット、1つまたは複数の別個のSAを必要とするものを、示すことができます。 INTERNAL_IP4 / 6_SUBNETは、ゲートウェイを介して送信すべきか、トラフィックについて、ゲートウェイのポリシーを発現することができる属性。クライアントは、他のトラフィックが（TSRによってカバーされますが、INTERNAL_IP4 / 6_SUBNETはないで）かどうかを選択することができますゲートウェイを介して、または直接の宛先に送信されます。したがって、INTERNAL_IP4 / 6_SUBNET属性にリストされたアドレスへのトラフィックは、属性を発表ゲートウェイを介して送信する必要があります。そのトラフィックセレクタ問題のアドレスをカバーする既存の子のSAが存在しない場合は、新しいSAを作成する必要があります。
For instance, if there are two subnets, 198.51.100.0/26 and 192.0.2.0/24, and the client's request contains the following:
例えば、2つのサブネット、198.51.100.0/26と192.0.2.0/24が存在する場合、およびクライアントの要求には、次のものが含まれています。
CP(CFG_REQUEST) = INTERNAL_IP4_ADDRESS() TSi = (0, 0-65535, 0.0.0.0-255.255.255.255) TSr = (0, 0-65535, 0.0.0.0-255.255.255.255)
CP（CFG_REQUEST）= INTERNAL_IP4_ADDRESS（）をTSi =（0、0〜65535、0.0.0.0〜255.255.255.255）TSrを=（0、0〜65535、0.0.0.0〜255.255.255.255）
then a valid response could be the following (in which TSr and INTERNAL_IP4_SUBNET contain the same information):
その後、有効な応答は、（ここでTSrをしてINTERNAL_IP4_SUBNETは、同じ情報が含まれている）、次のようになります。
CP(CFG_REPLY) = INTERNAL_IP4_ADDRESS(198.51.100.234) INTERNAL_IP4_SUBNET(198.51.100.0/255.255.255.192) INTERNAL_IP4_SUBNET(192.0.2.0/255.255.255.0) TSi = (0, 0-65535, 198.51.100.234-198.51.100.234) TSr = ((0, 0-65535, 198.51.100.0-198.51.100.63), (0, 0-65535, 192.0.2.0-192.0.2.255))
CP（CFG_REPLY）= INTERNAL_IP4_ADDRESS（198.51.100.234）INTERNAL_IP4_SUBNET（198.51.100.0/255.255.255.192）INTERNAL_IP4_SUBNET（192.0.2.0/255.255.255.0）をTSi =（0、0〜65535、198.51.100.234-198.51.100.234）TSrを= （（0、0〜65535、198.51.100.0-198.51.100.63）、（0、0〜65535、192.0.2.0-192.0.2.255））
In these cases, the INTERNAL_IP4_SUBNET does not really carry any useful information.
これらのケースでは、INTERNAL_IP4_SUBNETは本当に有用な情報を伝達しません。
A different possible response would have been this:
異なる可能な応答はこれをされているでしょう：
CP(CFG_REPLY) = INTERNAL_IP4_ADDRESS(198.51.100.234) INTERNAL_IP4_SUBNET(198.51.100.0/255.255.255.192) INTERNAL_IP4_SUBNET(192.0.2.0/255.255.255.0) TSi = (0, 0-65535, 198.51.100.234-198.51.100.234) TSr = (0, 0-65535, 0.0.0.0-255.255.255.255)
CP（CFG_REPLY）= INTERNAL_IP4_ADDRESS（198.51.100.234）INTERNAL_IP4_SUBNET（198.51.100.0/255.255.255.192）INTERNAL_IP4_SUBNET（192.0.2.0/255.255.255.0）をTSi =（0、0〜65535、198.51.100.234-198.51.100.234）TSrを= （0、0〜65535、0.0.0.0〜255.255.255.255）
That response would mean that the client can send all its traffic through the gateway, but the gateway does not mind if the client sends traffic not included by INTERNAL_IP4_SUBNET directly to the destination (without going through the gateway).
その応答は、クライアントがゲートウェイを介してすべてのトラフィックを送信できることを意味しますが、クライアントは、（ゲートウェイを経由せず）直接宛先にINTERNAL_IP4_SUBNETで含まれていないトラフィックを送信する場合ゲートウェイは気にしません。
A different situation arises if the gateway has a policy that requires the traffic for the two subnets to be carried in separate SAs. Then a response like this would indicate to the client that if it wants access to the second subnet, it needs to create a separate SA:
ゲートウェイは別のSAに実施される2つのサブネットのトラフィックを必要とするポリシーを有する場合、異なる状況が生じます。そして、このような応答は、第2のサブネットへのアクセスを望んでいるならば、それは別のSAを作成する必要があることをクライアントに指示します。
CP(CFG_REPLY) = INTERNAL_IP4_ADDRESS(198.51.100.234) INTERNAL_IP4_SUBNET(198.51.100.0/255.255.255.192) INTERNAL_IP4_SUBNET(192.0.2.0/255.255.255.0) TSi = (0, 0-65535, 198.51.100.234-198.51.100.234) TSr = (0, 0-65535, 198.51.100.0-198.51.100.63)
CP（CFG_REPLY）= INTERNAL_IP4_ADDRESS（198.51.100.234）INTERNAL_IP4_SUBNET（198.51.100.0/255.255.255.192）INTERNAL_IP4_SUBNET（192.0.2.0/255.255.255.0）をTSi =（0、0〜65535、198.51.100.234-198.51.100.234）TSrを= （0、0〜65535、198.51.100.0-198.51.100.63）
INTERNAL_IP4_SUBNET can also be useful if the client's TSr included only part of the address space. For instance, if the client requests the following:
クライアントのTSRは、アドレス空間の一部のみが含まれている場合INTERNAL_IP4_SUBNETにも役立ちます。例えば、クライアントは次のことを要求した場合：
CP(CFG_REQUEST) = INTERNAL_IP4_ADDRESS() TSi = (0, 0-65535, 0.0.0.0-255.255.255.255) TSr = (0, 0-65535, 192.0.2.155-192.0.2.155)
CP（CFG_REQUEST）= INTERNAL_IP4_ADDRESS（）をTSi =（0、0〜65535、0.0.0.0〜255.255.255.255）TSrを=（0、0〜65535、192.0.2.155-192.0.2.155）
then the gateway's response might be:
その後、ゲートウェイの応答は次のようになります。
CP(CFG_REPLY) = INTERNAL_IP4_ADDRESS(198.51.100.234) INTERNAL_IP4_SUBNET(198.51.100.0/255.255.255.192) INTERNAL_IP4_SUBNET(192.0.2.0/255.255.255.0) TSi = (0, 0-65535, 198.51.100.234-198.51.100.234) TSr = (0, 0-65535, 192.0.2.155-192.0.2.155)
CP（CFG_REPLY）= INTERNAL_IP4_ADDRESS（198.51.100.234）INTERNAL_IP4_SUBNET（198.51.100.0/255.255.255.192）INTERNAL_IP4_SUBNET（192.0.2.0/255.255.255.0）をTSi =（0、0〜65535、198.51.100.234-198.51.100.234）TSrを= （0、0〜65535、192.0.2.155-192.0.2.155）
Because the meaning of INTERNAL_IP4_SUBNET/INTERNAL_IP6_SUBNET in CFG_REQUESTs is unclear, they cannot be used reliably in CFG_REQUESTs.
CFG_REQUESTsでINTERNAL_IP4_SUBNET / INTERNAL_IP6_SUBNETの意味が不明であるので、彼らはCFG_REQUESTsで確実に使用することはできません。
The Configuration payloads for IPv6 are based on the corresponding IPv4 payloads, and do not fully follow the "normal IPv6 way of doing things". In particular, IPv6 stateless autoconfiguration or router advertisement messages are not used, neither is neighbor discovery. Note that there is an additional document that discusses IPv6 configuration in IKEv2, [IPV6CONFIG]. At the present time, it is an experimental document, but there is a hope that with more implementation experience, it will gain the same standards treatment as this document.
IPv6の設定ペイロードは、対応するIPv4のペイロードに基づいており、完全に「物事の通常のIPv6の道を」従いません。具体的には、IPv6ステートレス自動設定またはルータアドバタイズメントメッセージが使用されていない、どちらも近隣探索ではありません。 [IPV6CONFIG]のIKEv2にIPv6構成について説明し、追加のドキュメントが存在することに留意されたいです。現時点では、それは実験的な文書であるが、より多くの実装経験と、それはこの文書と同じ水準の治療を得るだろうという希望があります。
A client can be assigned an IPv6 address using the INTERNAL_IP6_ADDRESS Configuration payload. A minimal exchange might look like this:
クライアントはINTERNAL_IP6_ADDRESS設定ペイロードを使用してIPv6アドレスを割り当てることができます。最小限の交換は、次のようになります。
CP(CFG_REQUEST) = INTERNAL_IP6_ADDRESS() INTERNAL_IP6_DNS() TSi = (0, 0-65535, :: - FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF) TSr = (0, 0-65535, :: - FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF)
CP（CFG_REQUEST）= INTERNAL_IP6_ADDRESS（）INTERNAL_IP6_DNS（）をTSi =（0、0〜65535、:: - FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF）TSR =（0、0〜65535、:: - FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF）
CP(CFG_REPLY) = INTERNAL_IP6_ADDRESS(2001:DB8:0:1:2:3:4:5/64) INTERNAL_IP6_DNS(2001:DB8:99:88:77:66:55:44) TSi = (0, 0-65535, 2001:DB8:0:1:2:3:4:5 - 2001:DB8:0:1:2:3:4:5) TSr = (0, 0-65535, :: - FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF:FFFF)
CP（CFG_REPLY）= INTERNAL_IP6_ADDRESS（2001：DB8：0：1：2：3：4：5/64）INTERNAL_IP6_DNSを（2001：DB8：99：88：77：66：55：44）をTSi =（0、0〜 65535、2001：DB8：0：1：2：3：4：5 - 2001：DB8：0：1：2：3：4：5）TSrを=（0、0〜65535、:: - FFFF：FFFF： FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF：FFFF）
The client MAY send a non-empty INTERNAL_IP6_ADDRESS attribute in the CFG_REQUEST to request a specific address or interface identifier. The gateway first checks if the specified address is acceptable, and if it is, returns that one. If the address was not acceptable, the gateway attempts to use the interface identifier with some other prefix; if even that fails, the gateway selects another interface identifier.
クライアントは、特定のアドレスまたはインターフェイス識別子を要求するCFG_REQUESTに非空INTERNAL_IP6_ADDRESS属性を送信することができます。ゲートウェイは、最初に確認指定されたアドレスが許容され、それがある場合に、あることを返した場合。アドレスが許容可能でなかった場合、ゲートウェイは、いくつかの他のプレフィックスとインタフェース識別子を使用することを試みます。でもそれが失敗した場合、ゲートウェイは、別のインターフェース識別子を選択します。
The INTERNAL_IP6_ADDRESS attribute also contains a prefix length field. When used in a CFG_REPLY, this corresponds to the INTERNAL_IP4_NETMASK attribute in the IPv4 case.
INTERNAL_IP6_ADDRESS属性もプレフィックス長フィールドが含まれています。 CFG_REPLYで使用される場合、これは、IPv4の場合のINTERNAL_IP4_NETMASK属性に対応します。
Although this approach to configuring IPv6 addresses is reasonably simple, it has some limitations. IPsec tunnels configured using IKEv2 are not fully featured "interfaces" in the IPv6 addressing architecture sense [ADDRIPV6]. In particular, they do not necessarily have link-local addresses, and this may complicate the use of protocols that assume them, such as [MLDV2].
IPv6アドレスを設定するには、このアプローチが合理的に単純であるが、それはいくつかの制限があります。 IKEv2を使用して構成IPsecトンネルが完全[ADDRIPV6]のIPv6アドレス体系の意味での「インタフェース」を取り上げていません。特に、それらは必ずしもリンクローカルアドレスを持っていない、これは、このような[のMLDv2]としてそれらを想定したプロトコルの使用を複雑にする可能性があります。
If the responder encounters an error while attempting to assign an IP address to the initiator during the processing of a Configuration payload, it responds with an INTERNAL_ADDRESS_FAILURE notification. The IKE SA is still created even if the initial Child SA cannot be created because of this failure. If this error is generated within an IKE_AUTH exchange, no Child SA will be created. However, there are some more complex error cases.
設定ペイロードの処理中にイニシエータにIPアドレスを割り当てるしようとしたときの応答でエラーが発生した場合、それはINTERNAL_ADDRESS_FAILURE通知で応答します。 IKE SAは、まだ初期の子SAがあるため、この障害の作成できない場合でも作成されます。このエラーはIKE_AUTH交換内で生成された場合、子SAは作成されません。しかし、いくつかのより複雑なエラーケースがあります。
If the responder does not support Configuration payloads at all, it can simply ignore all Configuration payloads. This type of implementation never sends INTERNAL_ADDRESS_FAILURE notifications. If the initiator requires the assignment of an IP address, it will treat a response without CFG_REPLY as an error.
レスポンダは、すべてのコンフィギュレーション・ペイロードをサポートしていない場合、それは単に、すべてのコンフィギュレーション・ペイロードを無視することができます。実装のこのタイプは、INTERNAL_ADDRESS_FAILUREの通知を送信することはありません。イニシエータは、IPアドレスの割り当てを必要とする場合、それはエラーとしてCFG_REPLYせずに応答を扱います。
The initiator may request a particular type of address (IPv4 or IPv6) that the responder does not support, even though the responder supports Configuration payloads. In this case, the responder simply ignores the type of address it does not support and processes the rest of the request as usual.
イニシエータは、応答者が設定ペイロードをサポートしていても、応答者がサポートされていないことをアドレス（IPv4またはIPv6）の特定のタイプを要求することができます。この場合、応答者は、単にそれがサポートしていないアドレスの種類を無視して、いつものように、要求の残りの部分を処理します。
If the initiator requests multiple addresses of a type that the responder supports, and some (but not all) of the requests fail, the responder replies with the successful addresses only. The responder sends INTERNAL_ADDRESS_FAILURE only if no addresses can be assigned.
イニシエータは、リクエストの応答者がサポート、およびいくつかの（すべてではない）のみが成功したアドレスで、応答者の回答に失敗したタイプの複数のアドレスを要求した場合。応答者にはアドレスが割り当てられていないことができる場合にのみ、INTERNAL_ADDRESS_FAILUREを送信します。
If the initiator does not receive the IP address(es) required by its policy, it MAY keep the IKE SA up and retry the Configuration payload as separate INFORMATIONAL exchange after suitable timeout, or it MAY tear down the IKE SA by sending a Delete payload inside a separate INFORMATIONAL exchange and later retry IKE SA from the beginning after some timeout. Such a timeout should not be too short (especially if the IKE SA is started from the beginning) because these error situations may not be able to be fixed quickly; the timeout should likely be several minutes. For example, an address shortage problem on the responder will probably only be fixed when more entries are returned to the address pool when other clients disconnect or when responder is reconfigured with larger address pool.
イニシエータはそのポリシーによって必要なIPアドレスを受信しない場合は、IKE SAを維持し、適切なタイムアウトの後の別INFORMATIONAL交換などの設定ペイロードを再試行するか、削除ペイロードを送信することにより、IKE SAを取り壊す場合があります別のINFORMATIONAL交換内側と後にいくつかのタイムアウトの後、最初からIKE SAを再試行してください。これらのエラー状況を迅速に固定することができない可能性があるため（IKE SAが最初から開始された場合は特に）このようなタイムアウトが短すぎてはいけません。タイムアウトはおそらく数分でなければなりません。他のクライアントが切断するとより多くのエントリがアドレスプールに戻されたときや、応答が大きなアドレスプールに再構成されている場合たとえば、応答者のアドレス不足の問題は、おそらく唯一の固定されます。
The Extensible Authentication Protocol payload, denoted EAP in this document, allows IKE SAs to be authenticated using the protocol defined in RFC 3748 [EAP] and subsequent extensions to that protocol. When using EAP, an appropriate EAP method needs to be selected. Many of these methods have been defined, specifying the protocol's use with various authentication mechanisms. EAP method types are listed in [EAP-IANA]. A short summary of the EAP format is included here for clarity.
拡張認証プロトコルペイロードは、IKE SAは、RFC 3748で定義されたプロトコル[EAP]およびそのプロトコルに続く拡張を使用して認証されることを可能にする、本書でEAPを付し。 EAPを使用する場合、適切なEAPメソッドを選択する必要があります。これらの方法の多くは、さまざまな認証メカニズムとプロトコルの使用を指定して、定義されています。 EAPメソッドタイプは、[EAP-IANA]に記載されています。 EAP形式の短い要約はわかりやすくするためにここに含まれています。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Next Payload |C| RESERVED | Payload Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| |
~ EAP Message ~
| |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 24: EAP Payload Format
図24：EAPペイロードフォーマット
The payload type for an EAP payload is forty-eight (48).
EAPペイロードのためのペイロードタイプは48個です。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Code | Identifier | Length |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Type | Type_Data...
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-
Figure 25: EAP Message Format
図25：EAPメッセージの形式
o Code (1 octet) indicates whether this message is a Request (1), Response (2), Success (3), or Failure (4).
Oコード（1オクテット）は、このメッセージが要求であるかどうかを示す（1）、応答（2）、成功（3）、または失敗（4）。
o Identifier (1 octet) is used in PPP to distinguish replayed messages from repeated ones. Since in IKE, EAP runs over a reliable protocol, it serves no function here. In a response message, this octet MUST be set to match the identifier in the corresponding request.
O識別子（1オクテット）を繰り返すものから再生メッセージを区別するためにPPPで使用されています。 IKEで、EAPは信頼性の高いプロトコル上で動作するので、それはここで何の機能も果たしません。応答メッセージには、このオクテットは、対応する要求の中の識別子と一致するように設定しなければなりません。
o Length (2 octets, unsigned integer) is the length of the EAP message and MUST be four less than the Payload Length of the encapsulating payload.
O長（2つのオクテットの符号なし整数）をEAPメッセージの長さであり、カプセル化ペイロードのペイロード長よりも4以下でなければなりません。
o Type (1 octet) is present only if the Code field is Request (1) or Response (2). For other codes, the EAP message length MUST be four octets and the Type and Type_Data fields MUST NOT be present. In a Request (1) message, Type indicates the data being requested. In a Response (2) message, Type MUST either be Nak or match the type of the data requested. Note that since IKE passes an indication of initiator identity in the first message in the IKE_AUTH exchange, the responder SHOULD NOT send EAP Identity requests (type 1). The initiator MAY, however, respond to such requests if it receives them.
O型（1オクテット）は、コードフィールドがリクエストである場合にのみ存在する（1）または応答（2）。他のコードの場合、EAPメッセージの長さが4つのオクテットとタイプでなければなりませんとTYPE_DATAフィールドが存在してはなりません。要求（1）メッセージの中で、タイプは、要求されたデータを示しています。レスポンス（2）メッセージでは、タイプのいずれか否定応答であるか、または要求されたデータのタイプと一致しなければなりません。 IKEは、IKE_AUTH交換の最初のメッセージのイニシエータのアイデンティティの指標を通過するので、応答者がEAPアイデンティティ要求（タイプ1）を送るべきではないことに注意してください。それはそれらを受信した場合、イニシエータは、しかし、そのような要求に応答することができます。
o Type_Data (Variable Length) varies with the Type of Request and the associated Response. For the documentation of the EAP methods, see [EAP].
O TYPE_DATA（可変長）は、要求と関連付けられた応答のタイプに応じて変化します。 EAPメソッドのドキュメントについては、[EAP]を参照してください。
Note that since IKE passes an indication of initiator identity in the first message in the IKE_AUTH exchange, the responder should not send EAP Identity requests. The initiator may, however, respond to such requests if it receives them.
IKEは、IKE_AUTH交換の最初のメッセージのイニシエータのアイデンティティの指標を通過するので、応答者がEAPアイデンティティリクエストを送信しないように注意してください。それはそれらを受信した場合、イニシエータは、しかし、そのような要求に応答することができます。
In order to assure that all implementations of IKEv2 can interoperate, there are "MUST support" requirements in addition to those listed elsewhere. Of course, IKEv2 is a security protocol, and one of its major functions is to allow only authorized parties to successfully complete establishment of SAs. So a particular implementation may be configured with any of a number of restrictions concerning algorithms and trusted authorities that will prevent universal interoperability.
IKEv2のすべての実装が相互運用できることを保証するためには、他の場所でリストされたものに加えて、要件「サポートしなければならない」があります。もちろん、IKEv2のは、セキュリティプロトコルであり、その主要な機能の一つは、唯一認可当事者がSAの正常に完了設立できるようにすることです。だから、特定の実装には、普遍的な相互運用性を防ぐことができますアルゴリズムと信頼された機関に関する制約の数のいずれかを用いて構成することができます。
IKEv2 is designed to permit minimal implementations that can interoperate with all compliant implementations. The following are features that can be omitted in a minimal implementation:
IKEv2のは、すべての準拠した実装と相互運用することができ、最小限の実装を可能にするように設計されています。最小限の実装では省略できる機能は以下のとおりです。
o Ability to negotiate SAs through a NAT and tunnel the resulting ESP SA over UDP.
NATトンネルUDP上得ESP SAを介してSAを交渉するためにO能力。
o Ability to request (and respond to a request for) a temporary IP address on the remote end of a tunnel.
トンネルのリモートエンドに、一時的なIPアドレスを要求する（および要求に応答）に対するO能力。
o Ability to support EAP-based authentication.
EAPベースの認証をサポートするためのO能力。
o Ability to support window sizes greater than one.
Oウィンドウをサポートする能力は、1よりも大きいサイズ。
o Ability to establish multiple ESP or AH SAs within a single IKE SA.
O能力は、単一のIKE SA内の複数のESPまたはAH SAを確立します。
o Ability to rekey SAs.
Avilitiシャスのrechei。
To assure interoperability, all implementations MUST be capable of parsing all payload types (if only to skip over them) and to ignore payload types that it does not support unless the critical bit is set in the payload header. If the critical bit is set in an unsupported payload header, all implementations MUST reject the messages containing those payloads.
相互運用性を保証するために、すべての実装は、（のみそれらをスキップする場合）は、すべてのペイロードタイプを解析することが可能でなければならなくて、重要なビットは、ペイロードヘッダに設定されていない限り、それがサポートしていないペイロードタイプを無視します。クリティカルビットがサポートされていないペイロードヘッダに設定されている場合、すべての実装は、これらのペイロードを含むメッセージを拒絶しなければなりません。
Every implementation MUST be capable of doing four-message IKE_SA_INIT and IKE_AUTH exchanges establishing two SAs (one for IKE, one for ESP or AH). Implementations MAY be initiate-only or respond-only if appropriate for their platform. Every implementation MUST be capable of responding to an INFORMATIONAL exchange, but a minimal implementation MAY respond to any request in the INFORMATIONAL exchange with an empty response (note that within the context of an IKE SA, an "empty" message consists of an IKE header followed by an Encrypted payload with no payloads contained in it). A minimal implementation MAY support the CREATE_CHILD_SA exchange only in so far as to recognize requests and reject them with a Notify payload of type NO_ADDITIONAL_SAS. A minimal implementation need not be able to initiate CREATE_CHILD_SA or INFORMATIONAL exchanges. When an SA expires (based on locally configured values of either lifetime or octets passed), and implementation MAY either try to renew it with a CREATE_CHILD_SA exchange or it MAY delete (close) the old SA and create a new one. If the responder rejects the CREATE_CHILD_SA request with a NO_ADDITIONAL_SAS notification, the implementation MUST be capable of instead deleting the old SA and creating a new one.
すべての実装は、2つのSA（IKEのための1つ、ESPまたはAHのための1つ）を確立四メッセージIKE_SA_INIT及びIKE_AUTH交換を行うことができなければなりません。実装は、開始または対応のみの彼らのプラットフォームの場合は適切かもしれません。すべての実装は、INFORMATIONAL交換に応答することが可能でなければならないが、最小の実装では、空の応答とINFORMATIONAL交換におけるすべての要求に応答することができる（IKE SAの文脈内で、「空」のメッセージがIKEヘッダで構成されていることに注意してくださいその中に含まれるNOペイロード）で暗号化されたペイロードが続きます。最小限の実装は、これまでの要求を認識し、タイプNO_ADDITIONAL_SASの通知ペイロードでそれらを拒絶するようにCREATE_CHILD_SA交換をサポートするかもしれません。最小限の実装では、CREATE_CHILD_SAまたは情報交換を開始することである必要はありません。 SAの有効期限が切れるとCREATE_CHILD_SA交換でそれを更新しようとするかもしれないいずれか、またはそれが（近くに）削除することができ、古いSAと新しいものを作成し、実装（寿命やオクテット渡されたいずれかのローカルに設定された値に基づきます）。レスポンダはNO_ADDITIONAL_SAS通知とCREATE_CHILD_SA要求を拒否した場合、実装ではなく、古いSAを削除して新しいものを作成することができなければなりません。
Implementations are not required to support requesting temporary IP addresses or responding to such requests. If an implementation does support issuing such requests and its policy requires using temporary IP addresses, it MUST include a CP payload in the first message in the IKE_AUTH exchange containing at least a field of type INTERNAL_IP4_ADDRESS or INTERNAL_IP6_ADDRESS. All other fields are optional. If an implementation supports responding to such requests, it MUST parse the CP payload of type CFG_REQUEST in the first message in the IKE_AUTH exchange and recognize a field of type INTERNAL_IP4_ADDRESS or INTERNAL_IP6_ADDRESS. If it supports leasing an address of the appropriate type, it MUST return a CP payload of type CFG_REPLY containing an address of the requested type. The responder may include any other related attributes.
実装は、一時的なIPアドレスを要求したり、そのような要求に応答をサポートするために必要とされていません。サポートは、このような要求を発行し、その政策ん実装は、一時的なIPアドレスを使用して必要とする場合、それは型INTERNAL_IP4_ADDRESSまたはINTERNAL_IP6_ADDRESSの少なくともフィールドを含むIKE_AUTH交換の最初のメッセージにCPペイロードを含まなければなりません。他のすべてのフィールドはオプションです。実装は、このような要求に応答サポートしている場合、それはIKE_AUTH交換の最初のメッセージにタイプCFG_REQUESTのCPペイロードを解析し、型INTERNAL_IP4_ADDRESS又はINTERNAL_IP6_ADDRESSのフィールドを認識しなければなりません。それは適切なタイプのアドレスをリースサポートしている場合、それは要求されたタイプのアドレスを含む型CFG_REPLYのCPペイロードを返さなければなりません。レスポンダは、他の関連する属性を含むことができます。
For an implementation to be called conforming to this specification, it MUST be possible to configure it to accept the following:
この仕様に準拠呼び出される実装の場合は、次のことを受け入れるように、それを構成することが可能でなければなりません。
o Public Key Infrastructure using X.509 (PKIX) Certificates containing and signed by RSA keys of size 1024 or 2048 bits, where the ID passed is any of ID_KEY_ID, ID_FQDN, ID_RFC822_ADDR, or ID_DER_ASN1_DN.
含有し、渡されたIDがID_KEY_ID、ID_FQDN、ID_RFC822_ADDR、又はID_DER_ASN1_DNのいずれかであるサイズ1024 2048ビットのRSA鍵で署名されたX.509（PKIX）証明書を使用して、公開鍵インフラストラクチャO。
o Shared key authentication where the ID passed is any of ID_KEY_ID, ID_FQDN, or ID_RFC822_ADDR.
O IDが渡された共有鍵認証がID_KEY_ID、ID_FQDN、又はID_RFC822_ADDRのいずれかです。
o Authentication where the responder is authenticated using PKIX Certificates and the initiator is authenticated using shared key authentication.
O認証応答は、PKIX証明書を使用して認証され、開始剤は、共有鍵認証を使用して認証されます。
While this protocol is designed to minimize disclosure of configuration information to unauthenticated peers, some such disclosure is unavoidable. One peer or the other must identify itself first and prove its identity first. To avoid probing, the initiator of an exchange is required to identify itself first, and usually is required to authenticate itself first. The initiator can, however, learn that the responder supports IKE and what cryptographic protocols it supports. The responder (or someone impersonating the responder) can probe the initiator not only for its identity, but using CERTREQ payloads may be able to determine what certificates the initiator is willing to use.
このプロトコルは、認証されていないピアに設定情報の開示を最小限に抑えるように設計されているが、いくつかのそのような開示が不可避です。一方のピアまたは他のは、最初の自分自身を識別し、最初にその身元を証明する必要があります。プロービング回避するために、為替のイニシエータは、最初の自分自身を識別するために必要とされ、通常は最初に自分自身を認証するために必要とされます。イニシエータは、しかし、レスポンダがIKEをサポートしていることと、それがサポートする暗号化プロトコルは何を学ぶことができます。応答（または応答を偽装誰かが）そのアイデンティティのためだけではなく、イニシエータを調べることができますが、CERTREQペイロードを使用すると、イニシエータが使用して喜んでどのような証明書を決定することができます。
Use of EAP authentication changes the probing possibilities somewhat. When EAP authentication is used, the responder proves its identity before the initiator does, so an initiator that knew the name of a valid initiator could probe the responder for both its name and certificates.
EAP認証を使用すると、多少のプロービング可能性を変更します。 EAP認証を使用する場合は、イニシエータが、とても有効なイニシエータの名前を知っていたイニシエータは、その名前と証明書の両方の応答を調べることができない前に、応答者は、そのアイデンティティを証明します。
Repeated rekeying using CREATE_CHILD_SA without additional Diffie-Hellman exchanges leaves all SAs vulnerable to cryptanalysis of a single key. Implementers should take note of this fact and set a limit on CREATE_CHILD_SA exchanges between exponentiations. This document does not prescribe such a limit.
追加のDiffie-Hellman交換なしでCREATE_CHILD_SAを用いて繰り返し再キーイングは、単一のキーの解読に対して脆弱すべてのSAを残します。実装者はこの事実をメモを取り、べき乗の間CREATE_CHILD_SA交換に制限を設定する必要があります。この文書では、このような制限を規定していません。
The strength of a key derived from a Diffie-Hellman exchange using any of the groups defined here depends on the inherent strength of the group, the size of the exponent used, and the entropy provided by the random number generator used. Due to these inputs, it is difficult to determine the strength of a key for any of the defined groups. Diffie-Hellman group number two, when used with a strong random number generator and an exponent no less than 200 bits, is common for use with 3DES. Group five provides greater security than group two. Group one is for historic purposes only and does not provide sufficient strength except for use with DES, which is also for historic use only. Implementations should make note of these estimates when establishing policy and negotiating security parameters.
ここで定義されたグループのいずれかを使用したDiffie-Hellman交換から導出鍵の強度は、グループの固有の強度、使用される指数のサイズ、および使用される乱数発生器によって提供されるエントロピーに依存します。これらの入力のために、定義されたグループのいずれかのためのキーの強度を決定することは困難です。 Diffie-Hellmanグループ番号2、強力な乱数発生器200ビットより小さくない指数と共に使用される場合、3DESと共に使用するための一般的です。グループ5はグループ2よりも大きいのセキュリティを提供します。グループ1は、歴史的な目的のためであり、歴史的な使用のみのためでもあるDES、で使用する以外に十分な強度を提供していません。ポリシーを確立し、セキュリティパラメータをネゴシエートするとき、実装はこれらの推定値をメモしておく必要があります。
Note that these limitations are on the Diffie-Hellman groups themselves. There is nothing in IKE that prohibits using stronger groups nor is there anything that will dilute the strength obtained from stronger groups (limited by the strength of the other algorithms negotiated including the PRF). In fact, the extensible framework of IKE encourages the definition of more groups; use of elliptic curve groups may greatly increase strength using much smaller numbers.
これらの制限はのDiffie-Hellmanグループ自身であることに注意してください。強力なグループを使用禁止にも強いグループ（PRFを含む交渉し、他のアルゴリズムの強度によって制限される）から得た強さを希釈します何があるIKEでは何もありません。実際には、IKEの拡張可能なフレームワークは、複数のグループの定義を奨励します。楕円曲線群の使用が大幅にはるかに小さい番号を使用して強度を高めることができます。
It is assumed that all Diffie-Hellman exponents are erased from memory after use.
すべてのDiffie-Hellman指数は、使用後にメモリから消去されているものとします。
The IKE_SA_INIT and IKE_AUTH exchanges happen before the initiator has been authenticated. As a result, an implementation of this protocol needs to be completely robust when deployed on any insecure network. Implementation vulnerabilities, particularly DoS attacks, can be exploited by unauthenticated peers. This issue is particularly worrisome because of the unlimited number of messages in EAP-based authentication.
イニシエータが認証されている前に、IKE_SA_INIT及びIKE_AUTH交換が起こります。結果として、このプロトコルの実装は、任意の安全でないネットワーク上で展開されたとき、完全に堅牢である必要があります。実装の脆弱性、特にDoS攻撃は、認証されていないピアによって悪用される可能性があります。この問題は、EAPベースの認証でのメッセージの数は無制限で、特に気になります。
The strength of all keys is limited by the size of the output of the negotiated PRF. For this reason, a PRF whose output is less than 128 bits (e.g., 3DES-CBC) MUST NOT be used with this protocol.
すべてのキーの強度がネゴシエートPRFの出力の大きさによって制限されます。この理由のため、その出力は128ビット未満（たとえば、3DES-CBC）であるPRFは、このプロトコルで使用してはいけません。
The security of this protocol is critically dependent on the randomness of the randomly chosen parameters. These should be generated by a strong random or properly seeded pseudorandom source (see [RANDOMNESS]). Implementers should take care to ensure that use of random numbers for both keys and nonces is engineered in a fashion that does not undermine the security of the keys.
このプロトコルのセキュリティは、ランダムに選択されたパラメータのランダム性に決定的に依存します。これらは、強いランダム又は適切に播種擬似ランダムソースによって生成されるべきである（[RANDOMNESS]を参照）。実装者は、キーとナンスの両方のための乱数の使用は、キーのセキュリティを弱体化しない形で設計されていることを確認するために注意を払う必要があります。
For information on the rationale of many of the cryptographic design choices in this protocol, see [SIGMA] and [SKEME]. Though the security of negotiated Child SAs does not depend on the strength of the encryption and integrity protection negotiated in the IKE SA, implementations MUST NOT negotiate NONE as the IKE integrity protection algorithm or ENCR_NULL as the IKE encryption algorithm.
このプロトコルで暗号設計の選択肢の多くの根拠については、[SIGMA]と[SKEME]を参照してください。交渉さチャイルドSAのセキュリティはIKE SAで交渉暗号化と完全性保護の強さに依存しませんが、実装はIKE暗号化アルゴリズムとしてIKE完全性保護アルゴリズムまたはENCR_NULLとしてNONEを交渉しないてはなりません。
When using pre-shared keys, a critical consideration is how to assure the randomness of these secrets. The strongest practice is to ensure that any pre-shared key contain as much randomness as the strongest key being negotiated. Deriving a shared secret from a password, name, or other low-entropy source is not secure. These sources are subject to dictionary and social-engineering attacks, among others.
事前共有キーを使用する場合は、重要な考慮事項は、これらの秘密のランダム性を保証する方法です。最強の練習は、事前共有キーのいずれかが交渉中最強のキーと同じくらいランダム性を含んでいることを確認することです。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共有秘密を導出することは安全ではありません。これらのソースは、とりわけ、辞書や社会・エンジニアリング攻撃の対象となっています。
The NAT_DETECTION_*_IP notifications contain a hash of the addresses and ports in an attempt to hide internal IP addresses behind a NAT. Since the IPv4 address space is only 32 bits, and it is usually very sparse, it would be possible for an attacker to find out the internal address used behind the NAT box by trying all possible IP addresses and trying to find the matching hash. The port numbers are normally fixed to 500, and the SPIs can be extracted from the packet. This reduces the number of hash calculations to 2^32. With an educated guess of the use of private address space, the number of hash calculations is much smaller. Designers should therefore not assume that use of IKE will not leak internal address information.
NAT_DETECTION _ * _ IP通知は、NATの背後にある内部IPアドレスを隠すための試みでアドレスとポートのハッシュを含んでいます。 IPv4アドレス空間は、32ビットであり、そしてそれは通常、非常に希薄であるので、攻撃者は、すべての可能なIPアドレスをしようと一致するハッシュを見つけることを試みることによって、NATボックスの後ろに使用される内部アドレスを見つけるためにのために、それが可能です。ポート番号は、通常、500に固定され、そしてのSPIは、パケットから抽出することができます。これは、2 ^ 32のハッシュ計算の数を減らすことができます。プライベートアドレス空間の利用の推測では、ハッシュ計算の数ははるかに小さいです。設計者は、したがって、IKEの使用は、内部アドレス情報を漏洩しないことを仮定するべきではありません。
When using an EAP authentication method that does not generate a shared key for protecting a subsequent AUTH payload, certain man-in-the-middle and server-impersonation attacks are possible [EAPMITM]. These vulnerabilities occur when EAP is also used in protocols that are not protected with a secure tunnel. Since EAP is a general-purpose authentication protocol, which is often used to provide single-signon facilities, a deployed IPsec solution that relies on an EAP authentication method that does not generate a shared key (also known as a non-key-generating EAP method) can become compromised due to the deployment of an entirely unrelated application that also happens to use the same non-key-generating EAP method, but in an unprotected fashion. Note that this vulnerability is not limited to just EAP, but can occur in other scenarios where an authentication infrastructure is reused. For example, if the EAP mechanism used by IKEv2 utilizes a token authenticator, a man-in-the-middle attacker could impersonate the web server, intercept the token authentication exchange, and use it to initiate an IKEv2 connection. For this reason, use of non-key-generating EAP methods SHOULD be avoided where possible. Where they are used, it is extremely important that all usages of these EAP methods SHOULD utilize a protected tunnel, where the initiator validates the responder's certificate before initiating the EAP authentication. Implementers should describe the vulnerabilities of using non-key-generating EAP methods in the documentation of their implementations so that the administrators deploying IPsec solutions are aware of these dangers.
その後のAUTHペイロードを保護するための共有鍵を生成しないEAP認証方式を使用する場合、特定のマン・イン・ザ・ミドルとサーバなりすまし攻撃が[EAPMITM]が可能です。これらの脆弱性は、EAPはまた、安全なトンネルで保護されていないプロトコルで使用されるときに発生します。 EAPは、多くの場合、単一サインオン機能を提供するために使用される汎用認証プロトコルであるため、共有鍵を生成しないEAP認証方式に依存して展開されたIPsec溶液（非キー生成EAPとしても知られています法）により、同じ非キー生成EAPメソッドを使用する起こる全く無関係なアプリケーションの配備に妥協になるが、保護されていない方法ですることができます。この脆弱性は、単にEAPに限定されるものではなく、認証インフラストラクチャが再利用される他のシナリオで発生する可能性があります。 IKEv2のが使用するEAPメカニズムはトークン認証システムを利用した場合、のman-in-the-middle攻撃者は、Webサーバを偽装トークン認証交換を傍受し、IKEv2の接続を開始するためにそれを使用することができます。このため、非キー生成EAPメソッドの使用が可能な場合は避けるべきです。それらが使用されている場合は、これらのEAPメソッドのすべての使用は、イニシエータがEAP認証を開始する前に、応答者の証明書を検証し保護されたトンネルを利用すべきであることが非常に重要です。 IPsecのソリューションを導入、管理者はこれらの危険性を認識しているように、実装者は、その実装のドキュメントで非キー生成EAPメソッドを使用しての脆弱性を記述する必要があります。
An implementation using EAP MUST also use a public-key-based authentication of the server to the client before the EAP authentication begins, even if the EAP method offers mutual authentication. This avoids having additional IKEv2 protocol variations and protects the EAP data from active attackers.
EAP認証がEAP方式は、相互認証を提供しています場合でも、始まる前にEAPを使用して実装もクライアントにサーバーの公開鍵ベースの認証を使用しなければなりません。これは、追加のIKEv2プロトコル変化を有する回避し、アクティブ攻撃者からEAPデータを保護します。
If the messages of IKEv2 are long enough that IP-level fragmentation is necessary, it is possible that attackers could prevent the exchange from completing by exhausting the reassembly buffers. The chances of this can be minimized by using the Hash and URL encodings instead of sending certificates (see Section 3.6). Additional mitigations are discussed in [DOSUDPPROT].
IKEv2ののメッセージはIPレベルの断片化が必要であると十分な長さであるならば、攻撃者が再組み立てバッファを排出することによって完成からの交換を妨げる可能性があります。これの可能性は（セクション3.6を参照）ハッシュとURLエンコーディングを使用しての代わりに証明書を送信することにより、最小限に抑えることができます。追加の緩和策は、[DOSUDPPROT]で議論されています。
Admission control is critical to the security of the protocol. For example, trust anchors used for identifying IKE peers should probably be different than those used for other forms of trust, such as those used to identify public web servers. Moreover, although IKE provides a great deal of leeway in defining the security policy for a trusted peer's identity, credentials, and the correlation between them, having such security policy defined explicitly is essential to a secure implementation.
アドミッション制御は、プロトコルのセキュリティにとって非常に重要です。たとえば、IKEピアを識別するために使用されるトラストアンカーは、おそらく、このようなパブリックWebサーバを識別するために使用されるもののような信頼の他の形態のために使用されるものよりも異なっている必要があります。 IKEは、定義されたようなセキュリティポリシーを持つ、信頼できるピアのID、資格情報、およびそれらの間の相関のためのセキュリティポリシーを定義する際に余裕の多くを提供するがまた、明示的に安全な実装に不可欠です。
IKEv2 relies on information in the Peer Authorization Database (PAD) when determining what kind of Child SAs a peer is allowed to create. This process is described in Section 4.4.3 of [IPSECARCH]. When a peer requests the creation of an Child SA with some Traffic Selectors, the PAD must contain "Child SA Authorization Data" linking the identity authenticated by IKEv2 and the addresses permitted for Traffic Selectors.
ピアが作成するために許可されている児童のSAの種類を決定する際のIKEv2ピア認証データベース（PAD）の情報に依存しています。このプロセスは、[IPSECARCH]のセクション4.4.3に記載されています。ピアが一部のトラフィックセレクタと子供SAの作成を要求すると、PADがIKEv2ので認証されたアイデンティティを結ぶ「子SA認証データ」とトラフィックセレクタのために許可されたアドレスが含まれている必要があります。
For example, the PAD might be configured so that authenticated identity "sgw23.example.com" is allowed to create Child SAs for 192.0.2.0/24, meaning this security gateway is a valid "representative" for these addresses. Host-to-host IPsec requires similar entries, linking, for example, "fooserver4.example.com" with 198.51.100.66/32, meaning this identity is a valid "owner" or "representative" of the address in question.
認証されたアイデンティティが「sgw23.example.com」このセキュリティゲートウェイは、これらのアドレスの有効な「代表」である意味、192.0.2.0/24の子SAを作成するために許可されているように、例えば、PADが設定されている可能性があります。ホストからホストへのIPsecがリンクする、類似したエントリを必要とし、例えば、「fooserver4.example.com」198.51.100.66/32と、このIDを意味し、有効な「所有者」または問題のアドレスの「代表」です。
As noted in [IPSECARCH], "It is necessary to impose these constraints on creation of child SAs to prevent an authenticated peer from spoofing IDs associated with other, legitimate peers". In the example given above, a correct configuration of the PAD prevents sgw23 from creating Child SAs with address 198.51.100.66, and prevents fooserver4 from creating Child SAs with addresses from 192.0.2.0/24.
【IPSECARCH]で述べたように、「他の、正規のピアに関連付けられたIDをスプーフィングから認証されたピアを防止するために、子SAの作成時にこれらの制約を課す必要があります」。上記の例では、パッドの正確な構成は、アドレス198.51.100.66と子SAを作成からsgw23を防ぎ、192.0.2.0/24のアドレスと子SAを作成からfooserver4を防止します。
It is important to note that simply sending IKEv2 packets using some particular address does not imply a permission to create Child SAs with that address in the Traffic Selectors. For example, even if sgw23 would be able to spoof its IP address as 198.51.100.66, it could not create Child SAs matching fooserver4's traffic.
単にいくつかの特定のアドレスを使用してのIKEv2パケットを送信すると、トラフィックセレクタでそのアドレスに子SAを作成する権限を意味するものではないことに注意することは重要です。例えば、sgw23は198.51.100.66としてそのIPアドレスを詐称することができるだろうとしても、それは子供のSAマッチングfooserver4のトラフィックを作成することができませんでした。
The IKEv2 specification does not specify how exactly IP address assignment using Configuration payloads interacts with the PAD. Our interpretation is that when a security gateway assigns an address using Configuration payloads, it also creates a temporary PAD entry linking the authenticated peer identity and the newly allocated inner address.
IKEv2の仕様は、設定ペイロードを使用してIPアドレスの割り当ては、PADとどのように相互作用するかを正確に指定されていません。私たちの解釈は、セキュリティゲートウェイが設定ペイロードを使用してアドレスを割り当てたときに、それはまた、認証されたピアのIDと新たに割り当てられた内部アドレスを結ぶ一時的なパッドのエントリを作成することです。
It has been recognized that configuring the PAD correctly may be difficult in some environments. For instance, if IPsec is used between a pair of hosts whose addresses are allocated dynamically using DHCP, it is extremely difficult to ensure that the PAD specifies the correct "owner" for each IP address. This would require a mechanism to securely convey address assignments from the DHCP server, and link them to identities authenticated using IKEv2.
正しく、PADを設定すると、一部の環境では難しいかもしれないことが認識されています。 IPsecがアドレスDHCPを使用して動的に割り当てられているホストのペア間で使用される場合、例えば、PADが各IPアドレスの正しい「所有者」を指定していることを確認することは極めて困難です。これは、安全にDHCPサーバーからアドレスの割り当てを伝えるためのメカニズムを必要とし、IKEv2のを使用して認証アイデンティティにリンクします。
Due to this limitation, some vendors have been known to configure their PADs to allow an authenticated peer to create Child SAs with Traffic Selectors containing the same address that was used for the IKEv2 packets. In environments where IP spoofing is possible (i.e., almost everywhere) this essentially allows any peer to create Child SAs with any Traffic Selectors. This is not an appropriate or secure configuration in most circumstances. See [H2HIPSEC] for an extensive discussion about this issue, and the limitations of host-to-host IPsec in general.
この制限により、一部のベンダーは、認証されたピアがIKEv2のパケットに使用したのと同じアドレスを含むトラフィックセレクタと子SAを作成できるように自分のパッドを設定することが知られています。 IPスプーフィングが可能な環境（すなわち、ほぼどこでも）で、これは本質的に任意のトラフィックセレクタと子SAを作成するために、任意のピアを可能にします。これは、ほとんどの状況で適切なまたは安全な構成ではありません。この問題について広範な議論、および一般的なホスト間のIPsecの制限について[H2HIPSEC]を参照してください。
[IKEV2] defined many field types and values. IANA has already registered those types and values in [IKEV2IANA], so they are not listed here again.
[IKEv2の多くのフィールド・タイプおよび値を定義しました。 IANAはすでに[IKEV2IANA]でこれらの型と値を登録しているので、彼らは再びここに記載されていません。
Two items have been removed from the IKEv2 Configuration Payload Attribute Types table: INTERNAL_IP6_NBNS and INTERNAL_ADDRESS_EXPIRY.
2つの項目がIKEv2の設定ペイロードから削除されたタイプのテーブル属性：INTERNAL_IP6_NBNSとINTERNAL_ADDRESS_EXPIRYを。
Two new additions to the IKEv2 parameters "NOTIFY MESSAGES - ERROR TYPES" registry are defined here that were not defined in [IKEV2]:
：[IKEv2の]で定義されていなかったここで定義されているレジストリを - 「エラータイプ通知メッセージを」IKEv2のパラメータへの2件の新機能が追加
43 TEMPORARY_FAILURE 44 CHILD_SA_NOT_FOUND
43 TEMPORARY_FAILURE 44 CHILD_SA_NOT_FOUND
IANA has changed the existing IKEv2 Payload Types table from:
IANAから既存のIKEv2ペイロードタイプのテーブルが変更されています。
46 Encrypted E [IKEV2]
46暗号化されたE [IKEv2の】
to
と
46 Encrypted and Authenticated SK [This document]
46暗号化と認証SK [このドキュメント]
IANA has updated all references to RFC 4306 to point to this document.
IANAはこのドキュメントを指すようにRFC 4306へのすべての参照を更新しました。
Many individuals in the IPsecME Working Group were very helpful in contributing ideas and text for this document, as well as in reviewing the clarifications suggested by others.
IPsecMEワーキンググループの多くの人々は非常にこの文書のアイデアやテキストを投稿するのに役立つだけでなく、他の人によって提案された明確化を検討していました。
The acknowledgements from the IKEv2 document were:
IKEv2のドキュメントからの確認応答は以下の通りでした。
This document is a collaborative effort of the entire IPsec WG. If there were no limit to the number of authors that could appear on an RFC, the following, in alphabetical order, would have been listed: Bill Aiello, Stephane Beaulieu, Steve Bellovin, Sara Bitan, Matt Blaze, Ran Canetti, Darren Dukes, Dan Harkins, Paul Hoffman, John Ioannidis, Charlie Kaufman, Steve Kent, Angelos Keromytis, Tero Kivinen, Hugo Krawczyk, Andrew Krywaniuk, Radia Perlman, Omer Reingold, and Michael Richardson. Many other people contributed to the design. It is an evolution of IKEv1, ISAKMP, and the IPsec DOI, each of which has its own list of authors. Hugh Daniel suggested the feature of having the initiator, in message 3, specify a name for the responder, and gave the feature the cute name "You Tarzan, Me Jane". David Faucher and Valery Smyslov helped refine the design of the Traffic Selector negotiation.
この文書では、全体のIPsec WGの共同の努力です。 RFCに表示される可能性があり、著者の数に制限はありませんでした場合は、以下では、アルファベット順に、リストされているされていたであろう：ビル・アイエロ、ステファン・ボーリュー、スティーブBellovin氏、サラBitan、マット・ブレイズ、カネッティ蘭、ダレン公爵を、ダンハーキンズ、ポール・ホフマン、ジョン・P・A・ヨアニディス、チャーリー・カウフマン、スティーブ・ケント、アンゲロスKeromytis、TERO Kivinen、ヒューゴKrawczyk、アンドリューKrywaniuk、ラディア・パールマン、オーマー・レインゴールド、およびマイケル・リチャードソン。他の多くの人々が設計に貢献しました。それは著者の独自のリストを持って、それぞれが、IKEv1の、ISAKMP、およびIPsec DOIの進化です。ヒュー・ダニエルは、応答者の名前を指定し、メッセージ3で、イニシエータを持つという特徴を示唆し、そして機能にかわいい名前「あなたターザン、ミージェーン」を与えました。デビッドFaucherとヴァレリーSmyslovは、トラフィックセレクタ交渉のデザインを洗練助けました。
[ADDGROUP] Kivinen, T. and M. Kojo, "More Modular Exponential (MODP) Diffie-Hellman groups for Internet Key Exchange (IKE)", RFC 3526, May 2003.
[ADDGROUP] Kivinen、T.およびM.古城、 "インターネット鍵交換のためのより多くのモジュラー指数（MODP）のDiffie-Hellmanグループ（IKE）"、RFC 3526、2003年5月。
[ADDRIPV6] Hinden, R. and S. Deering, "IP Version 6 Addressing Architecture", RFC 4291, February 2006.
[ADDRIPV6] HindenとR.とS.デアリング、 "IPバージョン6アドレッシング体系"、RFC 4291、2006年2月。
[AEAD] Black, D. and D. McGrew, "Using Authenticated Encryption Algorithms with the Encrypted Payload of the Internet Key Exchange version 2 (IKEv2) Protocol", RFC 5282, August 2008.
、RFC 5282、2008年8月「インターネットキー交換バージョン2（IKEv2）プロトコルの暗号化されたペイロードと認証暗号化アルゴリズムを使用する」[AEAD]ブラック、D.とD.マグリュー、。
[AESCMACPRF128] Song, J., Poovendran, R., Lee, J., and T. Iwata, "The Advanced Encryption Standard-Cipher-based Message Authentication Code-Pseudo-Random Function-128 (AES-CMAC-PRF-128) Algorithm for the Internet Key Exchange Protocol (IKE)", RFC 4615, August 2006.
【AESCMACPRF128]ソング、J.、Poovendran、R.、リー、J.、およびT.岩田、「高度暗号化標準暗号ベースのメッセージ認証コード、擬似ランダム関数-128（AES-CMAC-PRF-128インターネット鍵交換プロトコル（IKE）」、RFC 4615のための）アルゴリズム、2006年8月。
[AESXCBCPRF128] Hoffman, P., "The AES-XCBC-PRF-128 Algorithm for the Internet Key Exchange Protocol (IKE)", RFC 4434, February 2006.
"インターネット鍵交換プロトコル（IKE）のためのAES-XCBC-PRF-128アルゴリズム" [AESXCBCPRF128]ホフマン、P.、RFC 4434、2006年2月。
[EAP] Aboba, B., Blunk, L., Vollbrecht, J., Carlson, J., and H. Levkowetz, "Extensible Authentication Protocol (EAP)", RFC 3748, June 2004.
[EAP] Aboba、B.、ブルンク、L.、Vollbrecht、J.、カールソン、J.、およびH. Levkowetz、 "拡張認証プロトコル（EAP）"、RFC 3748、2004年6月。
[ECN] Ramakrishnan, K., Floyd, S., and D. Black, "The Addition of Explicit Congestion Notification (ECN) to IP", RFC 3168, September 2001.
"IPに明示的輻輳通知の添加（ECN）" [ECN]ラマクリシュナン、K.、フロイド、S.、およびD.ブラック、RFC 3168、2001年9月。
[ESPCBC] Pereira, R. and R. Adams, "The ESP CBC-Mode Cipher Algorithms", RFC 2451, November 1998.
[ESPCBC]ペレイラ、R.とR.アダムス、 "ESP CBCモード暗号アルゴリズム"、RFC 2451、1998年11月。
[HTTP] Fielding, R., Gettys, J., Mogul, J., Frystyk, H., Masinter, L., Leach, P., and T. Berners-Lee, "Hypertext Transfer Protocol -- HTTP/1.1", RFC 2616, June 1999.
[HTTP]フィールディング、R.、ゲティス、J.、モーグル、J.、Frystyk、H.、Masinter、L.、リーチ、P.、およびT.バーナーズ - リー、 "ハイパーテキスト転送プロトコル - HTTP / 1.1" 、RFC 2616、1999年6月。
[IKEV2IANA] "Internet Key Exchange Version 2 (IKEv2) Parameters", <http://www.iana.org>.
[IKEV2IANA] "インターネット鍵交換バージョン2（IKEv2の）パラメータ"、<http://www.iana.org>。
[IPSECARCH] Kent, S. and K. Seo, "Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 4301, December 2005.
[IPSECARCH]ケント、S.とK. Seo、 "インターネットプロトコルのためのセキュリティアーキテクチャ"、RFC 4301、2005年12月。
[MUSTSHOULD] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
[MUSTSHOULD]ブラドナーの、S.、 "要件レベルを示すためにRFCsにおける使用のためのキーワード"、BCP 14、RFC 2119、1997年3月。
[PKCS1] Jonsson, J. and B. Kaliski, "Public-Key Cryptography Standards (PKCS) #1: RSA Cryptography Specifications Version 2.1", RFC 3447, February 2003.
[PKCS1]ジョンソン、J.とB. Kaliski、 "公開鍵暗号規格（PKCS）＃1：RSA暗号仕様バージョン2.1"、RFC 3447、2003年2月。
[PKIX] Cooper, D., Santesson, S., Farrell, S., Boeyen, S., Housley, R., and W. Polk, "Internet X.509 Public Key Infrastructure Certificate and Certificate Revocation List (CRL) Profile", RFC 5280, May 2008.
[PKIX]クーパー、D.、Santesson、S.、ファレル、S.、Boeyen、S.、Housley氏、R.、およびW.ポーク、「インターネットX.509公開鍵暗号基盤証明書と証明書失効リスト（CRL）のプロフィール」、RFC 5280、2008年5月。
[RFC4307] Schiller, J., "Cryptographic Algorithms for Use in the Internet Key Exchange Version 2 (IKEv2)", RFC 4307, December 2005.
[RFC4307]シラー、J.、 "インターネット鍵交換バージョン2（IKEv2の）での使用のための暗号アルゴリズム"、RFC 4307、2005年12月。
[UDPENCAPS] Huttunen, A., Swander, B., Volpe, V., DiBurro, L., and M. Stenberg, "UDP Encapsulation of IPsec ESP Packets", RFC 3948, January 2005.
【UDPENCAPS] Huttunen、A.、Swander、B.、ボルペ、V.、DiBurro、L.、及びM.ステンバーグ、 "IPsecのESPパケットのUDPカプセル化"、RFC 3948、2005年1月。
[URLS] Berners-Lee, T., Fielding, R., and L. Masinter, "Uniform Resource Identifier (URI): Generic Syntax", STD 66, RFC 3986, January 2005.
【URLS]バーナーズ - リー、T.、フィールディング、R.、およびL. Masinter、 "ユニフォームリソース識別子（URI）：汎用構文"、STD 66、RFC 3986、2005年1月。
[AH] Kent, S., "IP Authentication Header", RFC 4302, December 2005.
[AH]ケント、S.、 "IP認証ヘッダー"、RFC 4302、2005年12月。
[ARCHGUIDEPHIL] Bush, R. and D. Meyer, "Some Internet Architectural Guidelines and Philosophy", RFC 3439, December 2002.
[ARCHGUIDEPHIL]ブッシュ、R.およびD.マイヤー、 "一部のインターネットの建築ガイドラインと哲学"、RFC 3439、2002年12月。
[ARCHPRINC] Carpenter, B., "Architectural Principles of the Internet", RFC 1958, June 1996.
[ARCHPRINC]大工、B.、 "インターネットの建築原則"、RFC 1958、1996年6月。
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[Clarif] Eronen、P.およびP.ホフマン、 "IKEv2の明確化および実装のガイドライン"、RFC 4718、2006年10月。
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[DH]ディフィー、W.とM.ヘルマン、 "暗号に関する新"、情報理論に関するIEEEトランザクション、V.IT-22のn。 6、1977年6月。
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[DIFFSERVFIELD]ニコルズ、K.、ブレイク、S.、ベイカー、F.、およびD.黒、 "IPv4とIPv6ヘッダーとの差別化されたサービス分野（DS分野）の定義"、RFC 2474、1998年12月。
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[HMAC] Krawczyk、H.、ベラー、M.、およびR.カネッティ、 "HMAC：メッセージ認証のための鍵付きハッシュ化"、RFC 2104、1997年2月。
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[IDEA] X. "設計上及びブロック暗号のセキュリティ" ライ、情報処理、V 1、コンスタンツのETHシリーズ：アルトゥング-Gorre Verlag社、1992。
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[IPSECARCH-OLD] Kent, S. and R. Atkinson, "Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 2401, November 1998.
[IPSECARCH-OLD]ケント、S.とR.アトキンソン、 "インターネットプロトコルのためのセキュリティー体系"、RFC 2401、1998年11月。
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[IPV6CONFIG] Eronen、P.、Laganier、J.、およびC. Madson、 "インターネット鍵交換プロトコルバージョン2でのIPv6設定（IKEv2の）"、RFC 5739、2010年2月。
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[ISAKMP]モーガン、D.、シュナイダー、M.、およびM. Schertler、 "インターネットセキュリティ協会と鍵管理プロトコル（ISAKMP）"、RFC 2408、1998年11月。
[MAILFORMAT] Resnick, P., Ed., "Internet Message Format", RFC 5322, October 2008.
[MAILFORMAT]レズニック、P.、エド。、 "インターネットメッセージ形式"、RFC 5322、2008年10月。
[MD5] Rivest, R., "The MD5 Message-Digest Algorithm", RFC 1321, April 1992.
[MD5] Rivest氏、R.、 "MD5メッセージダイジェストアルゴリズム"、RFC 1321、1992年4月。
[MIPV6] Johnson, D., Perkins, C., and J. Arkko, "Mobility Support in IPv6", RFC 3775, June 2004.
[MIPV6]ジョンソン、D.、パーキンス、C.、およびJ. Arkko、 "IPv6におけるモビリティサポート"、RFC 3775、2004年6月。
[MLDV2] Vida, R. and L. Costa, "Multicast Listener Discovery Version 2 (MLDv2) for IPv6", RFC 3810, June 2004.
[のMLDv2]ヴィーダ、R.とL.コスタ、 "IPv6のマルチキャストリスナ発見バージョン2（MLDv2の）"、RFC 3810、2004年6月。
[MOBIKE] Eronen, P., "IKEv2 Mobility and Multihoming Protocol (MOBIKE)", RFC 4555, June 2006.
[MOBIKE] Eronen、P.、 "IKEv2のモビリティとマルチホーミングプロトコル（MOBIKE）"、RFC 4555、2006年6月。
[MODES] National Institute of Standards and Technology, U.S. Department of Commerce, "Recommendation for Block Cipher Modes of Operation", SP 800-38A, 2001.
[MODES]アメリカ国立標準技術研究所、米国商務省が、「操作のブロック暗号モードのための勧告」、SP 800-38A、2001。
[NAI] Aboba, B., Beadles, M., Arkko, J., and P. Eronen, "The Network Access Identifier", RFC 4282, December 2005.
[NAI] Aboba、B.、Beadles、M.、Arkko、J.、およびP. Eronen、 "ネットワークアクセス識別子"、RFC 4282、2005年12月。
[NATREQ] Aboba, B. and W. Dixon, "IPsec-Network Address Translation (NAT) Compatibility Requirements", RFC 3715, March 2004.
[NATREQ] Aboba、B.とW.ディクソン、 "IPsecでネットワークアドレス変換（NAT）の互換性の要件"、RFC 3715、2004年3月。
[OAKLEY] Orman, H., "The OAKLEY Key Determination Protocol", RFC 2412, November 1998.
[OAKLEY]オーマン、H.、 "OAKLEYキー決意プロトコル"、RFC 2412、1998年11月。
[PFKEY] McDonald, D., Metz, C., and B. Phan, "PF_KEY Key Management API, Version 2", RFC 2367, July 1998.
[PFKEY]マクドナルド、D.、メッツ、C.、およびB. Phanさん、 "PF_KEY鍵管理API、バージョン2"、RFC 2367、1998年7月。
[PHOTURIS] Karn, P. and W. Simpson, "Photuris: Session-Key Management Protocol", RFC 2522, March 1999.
[PHOTURIS]カーン、P.とW.シンプソン、 "Photuris：セッション鍵管理プロトコル"、RFC 2522、1999年3月。
[RANDOMNESS] Eastlake, D., Schiller, J., and S. Crocker, "Randomness Requirements for Security", BCP 106, RFC 4086, June 2005.
【RANDOMNESS]イーストレーク、D.、シラー、J.、およびS.クロッカー、 "セキュリティのためのランダム要件"、BCP 106、RFC 4086、2005年6月。
[REAUTH] Nir, Y., "Repeated Authentication in Internet Key Exchange (IKEv2) Protocol", RFC 4478, April 2006.
[REAUTH]ニール、Y.は、RFC 4478、2006年4月 "インターネットキーエクスチェンジ（IKEv2の）プロトコルで認証を繰り返し"。
[REUSE] Menezes, A. and B. Ustaoglu, "On Reusing Ephemeral Keys In Diffie-Hellman Key Agreement Protocols", December 2008, <http://www.cacr.math.uwaterloo.ca/techreports/2008/ cacr2008-24.pdf>.
"のDiffie-Hellman鍵合意プロトコルでエフェメラルキーの再利用について" [REUSE]メネゼス、A.およびB. Ustaoglu、2008年12月、<http://www.cacr.math.uwaterloo.ca/techreports/2008/ cacr2008- 24.pdf>。
[ROHCV2] Ertekin, E., Christou, C., Jasani, R., Kivinen, T., and C. Bormann, "IKEv2 Extensions to Support Robust Header Compression over IPsec", RFC 5857, May 2010.
[ROHCV2] Ertekin、E.、Christouの、C.、Jasani、R.、Kivinen、T.、およびC.ボルマン、 "IKEv2の拡張機能のIPsec上でロバストヘッダ圧縮をサポートするために"、RFC 5857、2010年5月。
[RSA] R. Rivest, A. Shamir, and L. Adleman, "A Method for Obtaining Digital Signatures and Public-Key Cryptosystems", February 1978.
[RSA] R. Rivest氏、A. Shamir、およびL.エーデルマン、「デジタル署名と公開鍵暗号を得るための方法」、1978年2月。
[SHA] National Institute of Standards and Technology, U.S. Department of Commerce, "Secure Hash Standard", FIPS 180-3, October 2008.
[SHA]アメリカ国立標準技術研究所、米国商務省が、「ハッシュ標準セキュア」、2008年10月、180-3をFIPS。
[SIGMA] H. Krawczyk, "SIGMA: the `SIGn-and-MAc' Approach to Authenticated Diffie-Hellman and its Use in the IKE Protocols", Advances in Cryptography - CRYPTO 2003 Proceedings LNCS 2729, 2003, <http:// www.informatik.uni-trier.de/~ley/db/conf/crypto/ crypto2003.html>.
[SIGMA] H. Krawczyk、 "SIGMA：認証済みのDiffie-HellmanのとIKEプロトコルでの使用に`サインと-MAC」アプローチは"、暗号化の進歩 - CRYPTO 2003議事LNCS 2729、2003、<のhttp：// www.informatik.uni-trier.de/~ley/db/conf/crypto/ crypto2003.html>。
[SKEME] H. Krawczyk, "SKEME: A Versatile Secure Key Exchange Mechanism for Internet", IEEE Proceedings of the 1996 Symposium on Network and Distributed Systems Security , 1996.
[SKEME] H. Krawczykは、：、IEEEネットワーク上の1996シンポジウムや分散システムセキュリティ1996「SKEMEは、多彩なインターネットのための鍵交換メカニズムを固定します」。
[TRANSPARENCY] Carpenter, B., "Internet Transparency", RFC 2775, February 2000.
[透明性]大工、B.、 "インターネットの透明性"、RFC 2775、2000年2月。
Appendix A. Summary of Changes from IKEv1
IKEv1のからの変更点の付録A.概要
The goals of this revision to IKE are:
IKEへのこの改正の目的は次のとおりです。
1. To define the entire IKE protocol in a single document, replacing RFCs 2407, 2408, and 2409 and incorporating subsequent changes to support NAT Traversal, Extensible Authentication, and Remote Address acquisition;
1.のRFC 2407、2408、および2409を交換し、NATトラバーサル、拡張認証、およびリモートアドレス取得をサポートするために、その後の変更を組み込む、単一の文書全体IKEプロトコルを定義します。
2. To simplify IKE by replacing the eight different initial exchanges with a single four-message exchange (with changes in authentication mechanisms affecting only a single AUTH payload rather than restructuring the entire exchange) see [EXCHANGEANALYSIS];
2. [EXCHANGEANALYSIS]参照（認証メカニズムの変化が、単一のAUTHペイロードに影響を与えるのではなく全体の交換を再構築して）単四のメッセージ交換で8つの異なる初期交換を置き換えることによってIKEを簡素化します。
3. To remove the Domain of Interpretation (DOI), Situation (SIT), and Labeled Domain Identifier fields, and the Commit and Authentication only bits;
3.解釈ドメイン（DOI）、状況（SIT）、および標識ドメイン識別子フィールドを削除し、ビットのみをコミットし、認証します。
4. To decrease IKE's latency in the common case by making the initial exchange be 2 round trips (4 messages), and allowing the ability to piggyback setup of a Child SA on that exchange;
4.最初の交換が2往復（4つのメッセージ）である作り、その交換にチャイルドSAのセットアップをピギーバックする能力を可能にすることによって、一般的なケースでIKEの待ち時間を減少させます。
5. To replace the cryptographic syntax for protecting the IKE messages themselves with one based closely on ESP to simplify implementation and security analysis;
5.実装とセキュリティ分析を簡素化するためにESPに密接に基づいて、1と自分自身をIKEメッセージを保護するための暗号化構文を交換します。
6. To reduce the number of possible error states by making the protocol reliable (all messages are acknowledged) and sequenced. This allows shortening CREATE_CHILD_SA exchanges from 3 messages to 2;
6.プロトコルは、信頼性の高いことによって、可能性のあるエラー状態の数を減らすために（すべてのメッセージが確認される）、配列決定しました。これは、3つのメッセージから2にCREATE_CHILD_SA交換を短くすることができ、
7. To increase robustness by allowing the responder to not do significant processing until it receives a message proving that the initiator can receive messages at its claimed IP address;
それは、イニシエータが、その主張のIPアドレスでメッセージを受信できることを証明するメッセージを受信するまで、重要な処理をしないに応答を可能にすることにより、堅牢性を高めるために7。
8. To fix cryptographic weaknesses such as the problem with symmetries in hashes used for authentication (documented by Tero Kivinen);
このような（TERO Kivinenによって文書）認証に用いるハッシュにおける対称性に問題があるなどの暗号化の弱点を修正する8。
9. To specify Traffic Selectors in their own payloads type rather than overloading ID payloads, and making more flexible the Traffic Selectors that may be specified;
9. IDペイロードをオーバーロードし、指定することができる、より柔軟なトラフィックセレクタを行うのではなく、入力独自のペイロードにトラフィックセレクタを指定します。
10. To specify required behavior under certain error conditions or when data that is not understood is received in order to make it easier to make future revisions in a way that does not break backward compatibility;
;理解されていないデータは、それが簡単に後方互換性を破壊しないように、将来の改訂を行うようにするために受信されたときに特定のエラー条件の下で、必要な動作を指定したりするには10
11. To simplify and clarify how shared state is maintained in the presence of network failures and DoS attacks; and
簡素化し、ネットワーク障害とDoS攻撃の存在下で維持されている方法共有状態明確にする11。そして
12. To maintain existing syntax and magic numbers to the extent possible to make it likely that implementations of IKEv1 can be enhanced to support IKEv2 with minimum effort.
それはそうなのIKEv1の実装が最小限の労力でのIKEv2をサポートするように拡張することができますことを確認するために可能な限り既存の構文とマジックナンバーを維持するために12。
Appendix B. Diffie-Hellman Groups
付録B.のDiffie-Hellmanのグループ
There are two Diffie-Hellman groups defined here for use in IKE. These groups were generated by Richard Schroeppel at the University of Arizona. Properties of these primes are described in [OAKLEY].
IKEで使用するために、ここで定義された2つのDiffie-Hellmanグループがあります。これらのグループは、アリゾナ大学のリチャード・シュロエッペルによって生成されました。これらの素数の性質は、[OAKLEY]で説明されています。
The strength supplied by group 1 may not be sufficient for typical uses and is here for historic reasons.
グループ1によって供給された強度は、典型的な用途のために十分であり、歴史的な理由のためにここでなくてもよいです。
Additional Diffie-Hellman groups have been defined in [ADDGROUP].
追加のDiffie-Hellmanグループは、[ADDGROUP]で定義されています。
B.1. Group 1 - 768-bit MODP
B.1。グループ1から768ビットのMODP
This group is assigned ID 1 (one).
このグループが割り当てられているID 1（1）。
The prime is: 2^768 - 2 ^704 - 1 + 2^64 * { [2^638 pi] + 149686 } Its hexadecimal value is:
素数は2 ^ 768から2 ^ 704から1 + 2 ^ 64 * {[2 ^ 638 PI] + 149686} 16進値です。
FFFFFFFF FFFFFFFF C90FDAA2 2168C234 C4C6628B 80DC1CD1 29024E08 8A67CC74 020BBEA6 3B139B22 514A0879 8E3404DD EF9519B3 CD3A431B 302B0A6D F25F1437 4FE1356D 6D51C245 E485B576 625E7EC6 F44C42E9 A63A3620 FFFFFFFF FFFFFFFF
FFFFFFFF FFFFFFFF C90FDAA2 2168C234 C4C6628B 80DC1CD1 29024E08 8A67CC74 020BBEA6 3B139B22 514A0879 8E3404DD EF9519B3 CD3A431B 302B0A6D F25F1437 4FE1356D 6D51C245 E485B576 625E7EC6 F44C42E9 A63A3620 FFFFFFFF FFFFFFFF
The generator is 2.
発電機は2です。
B.2. Group 2 - 1024-bit MODP
B.2。グループ2から1024ビットのMODP
This group is assigned ID 2 (two).
このグループが割り当てられているID 2（二）。
The prime is 2^1024 - 2^960 - 1 + 2^64 * { [2^894 pi] + 129093 }. Its hexadecimal value is:
2 ^ 960 - - 1 + 2 ^ 64 * {[2 ^ 894 PI] + 129093}素数は2 ^ 1024。 16進値は次のとおりです。
FFFFFFFF FFFFFFFF C90FDAA2 2168C234 C4C6628B 80DC1CD1 29024E08 8A67CC74 020BBEA6 3B139B22 514A0879 8E3404DD EF9519B3 CD3A431B 302B0A6D F25F1437 4FE1356D 6D51C245 E485B576 625E7EC6 F44C42E9 A637ED6B 0BFF5CB6 F406B7ED EE386BFB 5A899FA5 AE9F2411 7C4B1FE6 49286651 ECE65381 FFFFFFFF FFFFFFFF
FFFFFFFF FFFFFFFF C90FDAA2 2168C234 C4C6628B 80DC1CD1 29024E08 8A67CC74 020BBEA6 3B139B22 514A0879 8E3404DD EF9519B3 CD3A431B 302B0A6D F25F1437 4FE1356D 6D51C245 E485B576 625E7EC6 F44C42E9 A637ED6B 0BFF5CB6 F406B7ED EE386BFB 5A899FA5 AE9F2411 7C4B1FE6 49286651 ECE65381 FFFFFFFF FFFFFFFF
The generator is 2.
発電機は2です。
Appendix C. Exchanges and Payloads
付録C.取引所およびペイロード
This appendix contains a short summary of the IKEv2 exchanges, and what payloads can appear in which message. This appendix is purely informative; if it disagrees with the body of this document, the other text is considered correct.
この付録では、IKEv2の交換の短い要約が含まれ、そしてどのようなペイロードは、メッセージに表示することができます。この付録では、純粋に有益です。それは、この文書の本文に同意しない場合は、他のテキストが正しいと考えられています。
Vendor ID (V) payloads may be included in any place in any message. This sequence here shows what are the most logical places for them.
ベンダーID（V）のペイロードは、任意のメッセージ内の任意の場所に含まれてもよいです。このシーケンスは、ここではそれらのための最も論理的な場所があるかを示しています。
C.1. IKE_SA_INIT Exchange
C.1。 IKE_SA_INIT交換
request --> [N(COOKIE)], SA, KE, Ni, [N(NAT_DETECTION_SOURCE_IP)+, N(NAT_DETECTION_DESTINATION_IP)], [V+][N+]
要求 - > [N（COOKIE）]、SA、KE、ニッケル、[N（NAT_DETECTION_SOURCE_IP）+、N（NAT_DETECTION_DESTINATION_IP）]、[Vの+]、[N +]
normal response <-- SA, KE, Nr, (no cookie) [N(NAT_DETECTION_SOURCE_IP), N(NAT_DETECTION_DESTINATION_IP)], [[N(HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED)], CERTREQ+], [V+][N+]
正常応答< - SA、KE、Nrと、（NOクッキー）[N（NAT_DETECTION_SOURCE_IP）、N（NAT_DETECTION_DESTINATION_IP）]、[N（HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED）]、CERTREQの+]、[Vの+]、[N +]
cookie response <-- N(COOKIE), [V+][N+]
クッキー応答< - N（COOKIE）、[Vの+]、[N +]
different Diffie- <-- N(INVALID_KE_PAYLOAD), Hellman group [V+][N+] wanted
別のDiffie-は< - N（INVALID_KE_PAYLOAD）、Hellmanグループ[V +]、[N +]たかっ
C.2. IKE_AUTH Exchange without EAP
C.2。 EAPなしIKE_AUTH交換
request --> IDi, [CERT+], [N(INITIAL_CONTACT)], [[N(HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED)], CERTREQ+], [IDr], AUTH, [CP(CFG_REQUEST)], [N(IPCOMP_SUPPORTED)+], [N(USE_TRANSPORT_MODE)], [N(ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED)], [N(NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO)], SA, TSi, TSr, [V+][N+]
要求 - > IDI、[CERT +]、[N（INITIAL_CONTACT）]、[N（HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED）]、CERTREQの+]、[IDR]、AUTH、[CP（CFG_REQUEST）]、[N（IPCOMP_SUPPORTED）+]、[ N（USE_TRANSPORT_MODE）]、[N（ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED）]、[N（NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO）]、SA、をTSi、TSrを、[Vの+]、[N +]
response <-- IDr, [CERT+], AUTH, [CP(CFG_REPLY)], [N(IPCOMP_SUPPORTED)], [N(USE_TRANSPORT_MODE)], [N(ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED)], [N(NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO)], SA, TSi, TSr, [N(ADDITIONAL_TS_POSSIBLE)], [V+][N+]
応答< - IDR [CERT +]、AUTH、[CP（CFG_REPLY）]、[N（IPCOMP_SUPPORTED）]、[N（USE_TRANSPORT_MODE）]、[N（ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED）]、[N（NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO）]、SA、をTSi TSR、[N（ADDITIONAL_TS_POSSIBLE）]、[Vの+]、[N +]
error in Child SA <-- IDr, [CERT+], creation AUTH, N(error), [V+][N+]
IDR、[CERT +]、作成AUTH、N（エラー）、[Vの+]、[N +] - チャイルドSA <におけるエラー
C.3. IKE_AUTH Exchange with EAP
C.3。 EAPとIKE_AUTH交換
first request --> IDi, [N(INITIAL_CONTACT)], [[N(HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED)], CERTREQ+], [IDr], [CP(CFG_REQUEST)], [N(IPCOMP_SUPPORTED)+], [N(USE_TRANSPORT_MODE)], [N(ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED)], [N(NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO)], SA, TSi, TSr, [V+][N+]
最初の要求 - > IDI、[N（INITIAL_CONTACT）]、[N（HTTP_CERT_LOOKUP_SUPPORTED）]、CERTREQの+]、[IDR]、[CP（CFG_REQUEST）]、[N（IPCOMP_SUPPORTED）+]、[N（USE_TRANSPORT_MODE）] 、[N（ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED）]、[N（NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO）]、SA、をTSi、TSrを、[V +]、[N +]
first response <-- IDr, [CERT+], AUTH, EAP, [V+][N+]
最初の応答< - IDR [CERT +]、AUTH、EAP、[Vの+]、[N +]
/ --> EAP repeat 1..N times | \ <-- EAP
/ - > EAPリピート1..N回| \ < - EAP
last request --> AUTH
最後の要求 - > AUTH
last response <-- AUTH, [CP(CFG_REPLY)], [N(IPCOMP_SUPPORTED)], [N(USE_TRANSPORT_MODE)], [N(ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED)], [N(NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO)], SA, TSi, TSr, [N(ADDITIONAL_TS_POSSIBLE)], [V+][N+]
最後応答< - AUTH、[CP（CFG_REPLY）]、[N（IPCOMP_SUPPORTED）]、[N（USE_TRANSPORT_MODE）]、[N（ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED）]、[N（NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO）]、SA、をTSi、TSrを、[N （ADDITIONAL_TS_POSSIBLE）]、[Vの+]、[N +]
C.4. CREATE_CHILD_SA Exchange for Creating or Rekeying Child SAs
C.4。作成または鍵の再生成子SAのCREATE_CHILD_SA交換
request --> [N(REKEY_SA)], [CP(CFG_REQUEST)], [N(IPCOMP_SUPPORTED)+], [N(USE_TRANSPORT_MODE)], [N(ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED)], [N(NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO)], SA, Ni, [KEi], TSi, TSr [V+][N+]
要求 - > [N（REKEY_SA）]、[CP（CFG_REQUEST）]、[N（IPCOMP_SUPPORTED）+]、[N（USE_TRANSPORT_MODE）]、[N（ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED）]、[N（NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO）]、SAはNi [たKEi]をTSi、TSrを[Vの+]、[N +]
normal <-- [CP(CFG_REPLY)], response [N(IPCOMP_SUPPORTED)], [N(USE_TRANSPORT_MODE)], [N(ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED)], [N(NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO)], SA, Nr, [KEr], TSi, TSr, [N(ADDITIONAL_TS_POSSIBLE)] [V+][N+]
通常< - [CP（CFG_REPLY）]、応答[N（IPCOMP_SUPPORTED）]、[N（USE_TRANSPORT_MODE）]、[N（ESP_TFC_PADDING_NOT_SUPPORTED）]、[N（NON_FIRST_FRAGMENTS_ALSO）]、SA、Nrと、[KER]をTSi、 TSrを、[N（ADDITIONAL_TS_POSSIBLE）] [V +]、[N +]
error case <-- N(error)
エラーケース< - N（エラー）
different Diffie- <-- N(INVALID_KE_PAYLOAD), Hellman group [V+][N+] wanted
別のDiffie-は< - N（INVALID_KE_PAYLOAD）、Hellmanグループ[V +]、[N +]たかっ
C.5. CREATE_CHILD_SA Exchange for Rekeying the IKE SA
C.5。 IKE SAを再入力するためのCREATE_CHILD_SA交換
request --> SA, Ni, KEi [V+][N+]
れくえｓｔ ーー＞ さ、 に、 けい 「Ｖ＋」「ん＋」
response <-- SA, Nr, KEr [V+][N+]
応答「 - SA、Nrと、ケル[Vの+] [+ N]
C.6. INFORMATIONAL Exchange
C.6。 Informational交換
request --> [N+], [D+], [CP(CFG_REQUEST)]
要求 - > [N +]、[D +]、[CP（CFG_REQUEST）]
response <-- [N+], [D+], [CP(CFG_REPLY)]
応答< - [N +]、[D +]、[CP（CFG_REPLY）]
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