Tiens, itération intéressante de la campagne de vol de wallets #Trezor : les attaquants détournent maintenant le canal Medium pour crédibiliser la démarche, en sachant que la société communique effectivement via ce support.
Faux mail « Trezor published a new story » (article « After the incident: what's confirmed, what isn't, and what to do now »), envoyé via SendGrid.
Le mail arrive depuis noreply@brandyourself[.]com : très probablement le compte SendGrid de cette boîte de e-réputation qui est abusé comme relais.

👀
⬇️
https://lookyloo.circl.lu/tree/71bff42a-8621-4904-87ea-ee19ab097454

La chaîne de redirection :
email.brandyourself (SendGrid /ls/click) → redirect-region-5[.]com → breach-mediumtrezor[.]com (faux Medium)

On retombe sur la page classique des autres campagnes : fausse mise à jour de Trezor Suite, avec un domaine lookalike ad-hoc. (→ trezorsuite-update[.]com)

#cyberVeille #phishing #infosec #crypto

Alt...

Capture d'un faux e-mail imitant une notification Medium. En-tête « Medium », mention « FROM YOUR SUBSCRIPTIONS » et « Trezor published a new story ». Article intitulé « After the incident: what's confirmed, what isn't, and what to do now », daté du 29 mai 2026, avec une image cassée et un bouton noir « Continue reading ». En surimpression, le lien réel du bouton pointe vers email.brandyourself.com/ls/click (lien de tracking SendGrid).

Alt...

Capture d'un faux widget Trezor : pastille blanche « Connect & unlock your Trezor » avec une icône de câble, suivie d'un encadré « Trezor not detected? » et d'un bouton vert « Find Trezor », puis le texte « Don't see your Trezor? ».

Alt...

Capture d'une fausse page Trezor Suite imitant l'interface officielle. Logo « TREZOR » et statut « Connected » en vert, barre d'étapes Device / Wallet / PIN / Coins. Titre « Let's check your device », sous-titre « We just want to make sure that your Trezor is legit », trois colonnes de texte rassurant sur la vérification de l'appareil, et un bouton vert « Start ».

Moin. Der letzte Beitrag endete mit einem Satz, der mir seitdem im Kopf herumspukt: „Nichts hier braucht eine Smartcard, und nichts hier braucht root.“ Das stand in der Restrisiken-Liste des Ed25519-Beitrags, gleich neben dem Eingeständnis, dass eine Smartcard das größte verbleibende Risiko zwar verkleinern, aber nicht auflösen würde. Genau diese Lücke wollte ich mir ansehen: taugt eine OpenPGP-Karte dafür, den Primärschlüssel offline vorzuhalten, statt ihn nur auf einem Cold-Storage-Stick liegen zu lassen?

Die kurze Antwort: nein, technisch geht das nicht. Eine OpenPGP-Karte kennt genau drei Schlüsselslots, Signatur, Verschlüsselung und Authentifizierung. Für den Zertifizierungsschlüssel, also den, der die Unterschlüssel überhaupt erst beglaubigt, gibt es keinen Slot. Der Primärschlüssel mit der Fähigkeit [C] passt schlicht nicht drauf.

Die längere Antwort ist der eigentliche Grund für diesen Beitrag. Die Karte macht etwas anderes, mindestens genauso viel wert. Sie nimmt die drei Unterschlüssel auf, die du im Alltag tatsächlich benutzt, und macht sie hardwaregebunden. Nicht kopierbar, nicht extrahierbar, während der Primärschlüssel unverändert offline liegen bleibt. Diese Erwartungskorrektur gehört an den Anfang und nicht als Fußnote irgendwo im Text, weil sie der Grund ist, warum dieser Beitrag neben dem Ed25519-Beitrag überhaupt eine eigene Daseinsberechtigung hat.

So kommt eine OpenPGP-Karte an, hier eine blanko Smart Card V3.4 vom FLOSS-Shop. Der Chip schimmert schon durch den Umschlag.

Das Testsetup

Bevor irgendein echter Schlüssel in die Nähe der Karte kommt, brauchte es eine Umgebung, in der ich ohne Risiko herumprobieren kann. Die Eckdaten:

Karte

OpenPGP Smart Card V3.4, ID-1 blanko, FLOSS-Shop, Serie 0000D961, Chip von ZeitControl

Reader

REINER SCT cyberJack pinpad(a), Baujahr 2008

Demo-Schlüssel

isoliertes GNUPGHOME, UID „OpenPGP Card Demo card-demo@example.invalid“

Warum isoliert

Screenshots dürfen ungeschwärzt raus, und ich wollte mit factory-reset und wiederholten Fehlversuchen experimentieren können, ohne das eigentliche Setup zu gefährden

Der Reader ist derselbe cyberJack pinpad(a), den ich mir vor einer Weile aus Neugier auseinandergenommen hatte. Für diesen Beitrag zählt an ihm eigentlich nur eine Eigenschaft: er hat eine eigene Zifferntastatur samt Display, PINs gehen also nie über die Tastatur deines Rechners und damit auch nie durch dessen Speicher.

Reader-Setup: zwei Fallstricke, bevor überhaupt eine Karte drinsteckt

Der erste Stolperstein kam, bevor ich überhaupt eine Karte eingesteckt hatte. scdaemon, der Smartcard-Daemon von GnuPG, versucht standardmäßig, den internen CCID-Treiber zu benutzen. Der cyberJack spricht aber ein eigenes Vendor-Protokoll über PC-SC, kein CCID, und scdaemon quittiert das mit einem schlichten „No such device“. Die Lösung steht in der Konfigurationsdatei, nicht auf der Kommandozeile:

disable-ccid

Die Zeile gehört in scdaemon.conf. Danach findet gpg den Reader über den PC-SC-Layer, und pcscd übernimmt.

Der zweite Stolperstein trat immer wieder auf, sobald ich scdaemon während der Arbeit neu gestartet oder abgeschossen habe. Der Reader blieb dann als „busy“ hängen, pcscd quittierte jeden Zugriffsversuch mit pcsc_connect: sharing violation. Ein gpgconf --kill scdaemon allein hat das nie behoben. Zuverlässig geholfen hat nur ein Neustart des Dienstes selbst:

systemctl restart pcscd

Beide Punkte sind auf jeden anderen PC-SC-Reader mit eigenem Vendor-Protokoll übertragbar, nicht nur auf den cyberJack, deswegen stehen sie hier als eigener Abschnitt.

Der cyberJack pinpad(a) mit eingesteckter Karte. Alles, was danach an PIN eingegeben wird, läuft über die Tasten hier und nicht über die Rechnertastatur.

Erster Schritt: die Standard-PINs ändern

Der Karte liegt eine kleine Karteikarte bei, und die erklärt in aller Ruhe, warum der allererste Schritt kein optionaler ist:

Standard-PIN 123456, Admin-PIN 12345678, bei jeder blanko Karte identisch. Drei falsche PIN-Versuche sperren die Karte, drei falsche Admin-PIN-Versuche löschen die Daten.

Standard-PIN und Admin-PIN sind bei jeder blanko Karte identisch, stehen also öffentlich in jedem Handbuch. Wer sie nicht ändert, hat effektiv gar keinen PIN-Schutz. In gpg --card-edit geht das über admin, gefolgt von passwd:

Pinentry zeigt nur den Hinweis, das Pinpad des Readers zu benutzen. Der Admin-PIN selbst taucht auf dem Bildschirm nie auf.

Derselbe Dialog für den normalen PIN. Der Retry-Zähler danach steht bei drei von drei, unverändert gegenüber vorher.

Wichtig an beiden Dialogen ist derselbe Punkt: der eigentliche PIN geht nie über den Rechner, weder alt noch neu. Pinentry zeigt nur einen Hinweis an, die Eingabe passiert komplett am Pinpad. Genau dafür gibt man das Geld für einen Reader mit eigener Tastatur aus, sonst könnte ein kompromittierter Rechner den PIN einfach mitschneiden.

Das erste Kartenlimit: Curve 25519 scheitert

Im jungfräulichen Zustand meldet die Karte für alle drei Slots rsa2048, keine Schlüssel gesetzt:

Der Zustand direkt nach dem Auspacken. rsa2048 überall, keine Schlüssel, die Referenz für alles, was danach kommt.

Weil der Ed25519-Beitrag genau davon handelte, war meine erste Idee naheliegend: die Kartenattribute per key-attr auf Curve 25519 umstellen, dieselbe Kurve wie beim Primärschlüssel. Curve 25519 steht im Menü sogar als Default. Die Karte lehnt sie trotzdem ab, mit Statuswort 6A80, sowohl für den Signatur- als auch für den Verschlüsselungsslot:

key-attr bietet Curve 25519 als Default an, aber die Karte quittiert die Umstellung mit Card error.

Tückisch daran: scdaemon meldet bei den ersten beiden Versuchen im Terminal nicht einmal einen klaren Fehler, sondern läuft einfach in die nächste Abfrage weiter. Wer sich auf den Bildschirmtext verlässt statt hinterher mit card-status nachzuschauen, merkt das Scheitern leicht gar nicht. Das FLOSS-Shop-Datenblatt zur Karte bestätigt im Nachhinein, warum: gelistet sind nur „NIST/ANSI“ und „Brainpool“, Curve 25519 taucht in der Aufzählung schlicht nicht auf. Funktioniert haben stattdessen NIST P-384 und Brainpool P-256:

Brainpool P-256 für Signatur- und Verschlüsselungsslot läuft sauber durch, jede Umstellung verlangt erneut den Admin-PIN am Pinpad.

Für Signatur und Verschlüsselung bin ich bei Brainpool P-256 geblieben, den Authentifizierungsslot habe ich später aus einem eigenen Grund auf NIST P-384 umgestellt. Dazu gleich mehr, erst kommt aber ein zweites Kartenlimit, das mit Kurven gar nichts zu tun hat.

Der Admin-PIN-Timeout: kein Zufall, sondern ein hartes Zeitlimit

Bei den ersten Versuchen mit key-attr schlug die Admin-PIN-Eingabe am Pinpad immer wieder mit Statuswort 6400 fehl, ohne dass der PIN-Retry-Zähler sich bewegte. Mein erster Verdacht war eine Race Condition zwischen scdaemon und dem Reader. Also habe ich mitgestoppt, wie lange die Eingabe am Pinpad tatsächlich dauert, bis das OK gedrückt ist:

Eingabedauer

Ergebnis

Fälle

3 bis 5 Sekunden

SW 9000, Erfolg

8 von 8

7 bis 16 Sekunden

SW 6400, Fehler

14 von 14

Keine Race Condition also, sondern ein hartes Zeitlimit von etwa fünf bis sechs Sekunden für die PIN-Eingabe am Pinpad selbst. Der PIN-Retry-Zähler bleibt bei einem Timeout unberührt, du verlierst also keinen Versuch, nur Zeit. Einen Konfigurationsschalter dagegen habe ich nicht gefunden, ich habe die komplette Flag-Liste der cyberjack.conf durchsucht. Die Option enable-pinpad-varlen in scdaemon.conf senkt die Fehlerquote spürbar, weil sie variable PIN-Längen am Pinpad erlaubt statt auf eine feste Länge zu warten, behebt das Problem aber nicht vollständig. Praktisch heißt das: PIN vorher im Kopf bereithalten, zügig eintippen, und bei einem Fehlschlag sofort denselben Schritt wiederholen statt lange zu überlegen.

Den Demo-Schlüsselsatz bauen

Mit den bekannten Kartenattributen im Kopf habe ich einen Demo-Schlüsselsatz gebaut, passend zugeschnitten: ein Ed25519-Primärschlüssel mit ausschließlich der Zertifizierungsfähigkeit [C], dazu drei Unterschlüssel in brainpoolP256r1 für Signatur und Verschlüsselung. Der naheliegende Befehl dafür scheitert allerdings:

gpg --quick-add-key 7C7A529A359FA9F8A13DF0868AEA158652F8C926 brainpoolP256r1 sign
gpg: Wrong key usage

Bei NIST- und Brainpool-Kurven kennt der Quick-Befehl offenbar nur ECDH als Default-Verwendungszweck, eine Signaturfähigkeit lehnt er direkt ab. Der Umweg über den ausführlichen Editiermodus funktioniert dagegen anstandslos, dort lässt sich die Kurve explizit wählen und die Fähigkeit im Nachhinein umschalten:

gpg --expert --edit-key 7C7A529A359FA9F8A13DF0868AEA158652F8C926
gpg> addkey
Please select what kind of key you want:
   (11) Existing key
Your selection? 11
Please select which elliptic curve you want:
   (6) Brainpool P-256
Your selection? 6
Possible actions for this ECDH key: Sign Encrypt
Current allowed actions: Encrypt
   (S) Toggle the sign capability
   (Q) Finished
Your selection? S
Your selection? Q

So entstanden, in Reihenfolge, der Verschlüsselungs-, der Signatur- und vorläufig auch der Authentifizierungs-Unterschlüssel, alle drei in Brainpool P-256. Der fertige Satz vor dem eigentlichen Übertragen auf die Karte:

Ed25519-Primärschlüssel mit reiner Zertifizierungsfähigkeit, darunter drei brainpoolP256r1-Unterschlüssel. Noch alle im lokalen Schlüsselbund, noch keiner auf der Karte.

keytocard für alle drei Unterschlüssel

Das eigentliche Übertragen läuft für jeden Unterschlüssel einzeln über keytocard, mit den üblichen Wiederholungen, wenn der Admin-PIN-Timeout wieder einmal zuschlägt:

gpg --edit-key 7C7A529A359FA9F8A13DF0868AEA158652F8C926
gpg> key 1
gpg> keytocard
Please select where to store the key:
   (2) Encryption key
Your selection? 2
gpg> key 1
gpg> key 2
gpg> keytocard
Please select where to store the key:
   (1) Signature key
Your selection? 1

Verifiziert wird das Ergebnis über gpg --card-status. Alle drei Fingerabdrücke auf der Karte stimmen mit dem lokalen Schlüsselbund überein, und dort steht jetzt ssb> statt nur ssb, also der Hinweis, dass der private Schlüsselteil nicht mehr lokal liegt, sondern nur noch als Verweis auf die Karte:

Alle drei Slots besetzt, alle drei Fingerabdrücke stimmen, und ssb> markiert im Schlüsselbund, dass der private Teil nur noch auf der Karte existiert.

Der SSH-Nachtrag: Brainpool kennt SSH nicht

Den Authentifizierungs-Unterschlüssel wollte ich zusätzlich als SSH-Schlüssel benutzen, dafür exportiert gpg-agent ihn über gpg --export-ssh-key. Für den Brainpool-Auth-Unterschlüssel scheitert das mit „Unknown elliptic curve“. Der Grund liegt nicht bei GnuPG: RFC 5656, der SSH-Standard für elliptische Kurven, kennt Brainpool schlicht nicht, nur nistp256, nistp384 und nistp521. Also habe ich den Authentifizierungsslot noch einmal neu erzeugt, diesmal mit NIST P-384, während Signatur und Verschlüsselung bei Brainpool P-256 geblieben sind, und den neuen Unterschlüssel erneut per keytocard übertragen.

Dabei sind mir zwei weitere Kleinigkeiten begegnet, beide nicht offensichtlich:

• Meine eigene ~/.ssh/config mit einem globalen Host * / IdentitiesOnly yes blendet Card-Keys komplett aus, unabhängig davon, ob man den Agenten zusätzlich per -o IdentityAgent=... explizit angibt. Für einen sauberen Test half nur -F /dev/null, um die eigene Konfiguration ganz zu umgehen.
• gpg-agent verlangt den Keygrip des Auth-Unterschlüssels explizit in sshcontrol, sonst kommt „agent refused operation“, und zwar noch bevor überhaupt ein Pinpad-Prompt erscheint. Kein PIN-Fehler, sondern eine reine Allowlist-Sache, die sich leicht mit einem PIN-Problem verwechseln lässt.

Drei Live-Tests, alle drei erfolgreich

Zum Schluss die eigentliche Nagelprobe, alle drei Unterschlüssel einzeln gegen die Karte getestet, mit dem Pinpad als einzigem Ort für die PIN-Eingabe.

Signatur. Eine Testnachricht clearsignen und gleich wieder verifizieren:

clearsign fragt den PIN am Pinpad ab, verify bestätigt danach eine gute Signatur mit dem ECDSA-Schlüssel der Karte.

Verschlüsselung. Ein vollständiger Roundtrip aus Verschlüsseln und Entschlüsseln, wieder mit PIN-Abfrage am Pinpad beim Entschlüsseln, der Klartext kommt danach unverändert zurück:

echo "Test von der OpenPGP-Karte" | gpg --encrypt --recipient card-demo@example.invalid | gpg --decrypt
gpg: encrypted with brainpoolP256r1 key, ID ..., created ...
      "OpenPGP Card Demo (throwaway key for blog/card demo, not for real use) <card-demo@example.invalid>"
Test von der OpenPGP-Karte

SSH. Ein Login gegen den eigenen Rechner über den Auth-Unterschlüssel, mit einem nur für den Test temporär ergänzten und danach wieder entfernten Eintrag in authorized_keys:

ssh-add -L
ecdsa-sha2-nistp384 AAAAE2VjZHNhLXNoYTItbmlzdHAzODQ... cardno:0005 0000D961
ssh -F /dev/null -o IdentityAgent=$(gpgconf --list-dirs agent-ssh-socket) kernel@localhost

Der Login fragt am Pinpad nach dem PIN und ist danach ein ganz normales SSH-Login, der einzige Unterschied gegenüber einem Schlüssel auf der Festplatte ist der Prompt am Reader.

Fazit: was die Karte wirklich bringt

Zurück zur Ausgangsfrage. Nein, eine OpenPGP-Karte hält deinen Primärschlüssel nicht offline vor, weil sie keinen Zertifizierungsslot hat und ihn deswegen gar nicht aufnehmen kann. Wer genau das sucht, bleibt bei einem verschlüsselten Cold-Storage-Medium, wie im Ed25519-Beitrag beschrieben.

Was die Karte stattdessen bringt, ist aus meiner Sicht mindestens genauso viel wert: die drei Unterschlüssel, mit denen du tatsächlich täglich arbeitest, Signatur, Verschlüsselung und Authentifizierung, wandern hardwaregebunden auf ein Stück Plastik. Kein keytocard lässt sich rückgängig machen, kein Angreifer mit Zugriff auf deine Festplatte bekommt das Schlüsselmaterial zu fassen, denn es liegt dort gar nicht mehr. Der Primärschlüssel bleibt davon komplett unberührt und weiterhin offline, genau da, wo er laut Restrisiken-Liste vom letzten Mal ohnehin hingehört. Die Smartcard aus dem Satz „Nichts hier braucht eine Smartcard“ wollte etwas anderes lösen, als eine Karte lösen kann. Für das, was sie tatsächlich kann, würde ich sie nach diesem Test jederzeit empfehlen, nur eben mit einem echten statt einem Wegwerf-Demo-Schlüssel und mit etwas Geduld für den Admin-PIN-Timeout.

Siehe auch

• Einen modernen OpenPGP-Schlüssel bauen: Ed25519, drei Unterschlüssel und die Härtung, die ihn geschwächt hat
• Keyoxide: den OpenPGP-Schlüssel an Online-Identitäten binden, vier grüne Haken und ein rotes Kreuz
• Der sichere GPG-Schlüssel
• GPG: E-Mails signieren und verschlüsseln mit GnuPG
• SSH Host Keys per SSHFP im DNS veröffentlichen
• Cloudflare Deal: günstige YubiKeys für 10 bis 11 USD im Oktober 2022

Wenn du selbst gerade zwischen Karten oder Kurven schwankst, oder wenn dir am Kartenlimit oder am PIN-Timeout noch ein Detail auffällt, das ich übersehen habe, dann dürft ihr mich sehr gerne fragen.

So, I think I might make this more formal via email and announcement, but this has been taking up a large chunk of mental space. I desperately need help in developing HardenedBSD. While I'm so grateful for the many kind and encouraging words, there's still so many hours in a day.

I'm also very grateful we have one person who recently has stepped up, helping move the Pledge port ahead (and closer to full API compat.)

Please consider this post as unofficial. This is just "my thoughts as I've experienced them the past few days." If something comes from publicly posting my thoughts, all the better.

I'm wondering if anyone knows any folks interested in the kinds things we do at HardenedBSD. specifically looking for folks to mentor to do either osdev on hbsd itself, or in developing the censorship- and surveillance-resistent mesh network proof-of-concept.

i could budget a small amount for acquiring HaLow mesh gear. i don't have the budget for a laptop or other equipment. the only requirement is that all this R&D work be done on HardenedBSD.

When it comes to hardware acquisition, it's hard to know who to trust. I would like to make sure donated funds used properly and don't want to be scammed.

On the osdev side, I would like an implementation of random fd assignment. open(2) and friends usually just use the first available number, increasing until maxfd limit is hit.

i would like to change it to be less predictable, to a random search mode rather than incremental search.

This would help mitigate file descriptor reuse bugs.

Of course, we would collaborate via #Radicle for any development work.

One last thing: I should be explicit in that all this is unpaid volunteer work. I have never received payment for my work and don't intend to.

I understand that a large portion of volunteer work fizzles out or doesn't work out. That's fine. I would just expect return to the HardenedBSD Foundation of any procured hardware.

#HardenedBSD #infosec #osdev

ASN: AS14061
Location: Clifton, US
Added: 2026-08-09T20:25

#shodansafari #infosec

Vor Kurzem saß ich in einer Arztpraxis im Wartezimmer, und weil ich so bin wie ich bin, habe ich statt der Zeitschriften die Rechner am Empfang angeschaut. An jedem hing eine Funkmaus und eine Funktastatur, dazu der kleine Adapter im USB-Port. Von einem Hersteller, den ich nicht kannte, der Eindruck war sehr günstiges No-Name-Gerät. So etwas nenne ich selbst gern etwas abfällig „Chinaprodukt“, was eigentlich unfair ist, denn die können das inzwischen richtig gut.

Im Gespräch mit dem Arzt kam heraus, dass ihm ein Punkt völlig neu war: dass die Tastatureingaben als Funk durch die Luft gehen und dass man Funk mithören kann. An seinem Platz werden Diagnosen, Namen und Medikamente getippt, und die Frage, ob das jemand aus dem Nachbarzimmer mitlesen könnte, hatte sich vorher schlicht nie gestellt. Aus genau dieser Unterhaltung ist dieser Beitrag entstanden, und er wollte ihn selbst lesen. Also, hallo an dieser Stelle, danke für den Anstoß.

Ich will die Praxis dabei nicht an den Pranger stellen. Über die Sicherheit genau dieses No-Name-Geräts kann ich nichts sagen, ich habe es nie in der Hand gehabt. Der Punkt ist ein anderer: fast jeder benutzt so einen Adapter, und kaum jemand hat sich die Frage je gestellt. Bei einer Mausbewegung ist das auch egal. Bei einem Passwort, einer PIN oder einem Login nicht. Also drei Fragen, die den Beitrag tragen. Kann man das wirklich abhören? Kann man sogar eigene Tasten einschleusen? Und wie sieht man, ob das eigene Gerät geschützt ist?

Ich mache das am Beispiel von Logitechs Unifying-Adapter, dem mit dem kleinen orangen Stern, weil ich davon zwei Stück im Rechner habe und weil Logitech einer der Hersteller ist, bei dem man den Unterschied zwischen „kein Krypto“ und „verschlüsselt“ schön sehen kann. Alles, was ich hier auf dem Rechner prüfe, zeige ich mit dem Befehl und der echten Ausgabe. Und wo etwas unklar bleibt, sage ich das auch.

Durch die Luft, und schon sind es zwei Probleme

Bevor es um Logitech geht, muss eine Sache sauber getrennt sein, denn der ganze Beitrag hängt daran. Wer an einem Funkgerät lauscht, will eines von zwei Dingen, und die sind unterschiedlich gefährlich.

• Mitlesen, passiv. Der Angreifer hört den Funk nur mit. Das ist gefährlich bei allem, was die Tastatur sendet, also Passwörter, PINs, Nachrichten. Bei der Maus dagegen gehen nur Bewegungen und Klicks über die Luft, da ist Mitlesen fast folgenlos.
• Einschleusen, aktiv. Der Angreifer sendet selbst und gibt sich als euer Gerät aus. Damit tippt er auf eurem Rechner, öffnet ein Terminal, lädt etwas nach. Das ist der unangenehmere Fall, weil er nicht davon abhängt, dass ihr gerade etwas tippt. Der Rechner steht am Empfang, niemand sitzt davor, und trotzdem passiert etwas.

Daraus ergeben sich drei Schutzstufen, und die Reihenfolge ist wichtig.

1. Kein Schutz. Klartext. Jeder in Funkreichweite liest mit und kann einschleusen.
2. Verschlüsselung. Der Funk ist chiffriert. Wer mithört, bekommt nur Kauderwelsch. Logitech nimmt dafür bei Tastaturen AES-128.
3. Authentisierung. Der Empfänger prüft, ob ein Paket wirklich vom gekoppelten Gerät stammt. Erst das schließt das Einschleusen zuverlässig, denn Verschlüsselung allein sagt nur, dass keiner mitliest, nicht, dass keiner sich einschleicht.

Und hier kommt die Design-Entscheidung, die uns später um die Ohren fliegt. Eine Tastatur braucht zwingend Verschlüsselung, weil sie Geheimes sendet. Eine Maus bekam bei Unifying historisch keine, weil sie ja nichts Geheimes sendet. Das klingt vernünftig, und für sich genommen ist es das auch. Zum Einfallstor wurde es trotzdem, weil ein Empfänger, der offene Maus-Pakete akzeptiert, sich dazu bringen ließ, auch gefälschte Tastatur-Pakete zu schlucken. Genau das war MouseJack. Dazu gleich mehr.

Der Funkweg. Die Tastatur funkt AES-128-verschlüsselt, die Maus im Klartext. Ein Angreifer mit Antenne hört beide Strecken, von der Tastatur bekommt er aber nur Kauderwelsch.

KeySniffer, so sieht es aus, wenn gar nichts da ist

Damit klar wird, wovon wir reden, erst das schlechte Beispiel. 2016 zeigte die Firma Bastille unter dem Namen KeySniffer, dass Funktastaturen von acht Herstellern die Tastenanschläge komplett im Klartext funken, ohne jede Verschlüsselung. Betroffen waren Anker, EagleTec, General Electric, Hewlett-Packard, Insignia, Kensington, Radio Shack und Toshiba. Mitlesbar aus rund 75 Metern, mit Hardware für unter hundert Dollar. Man tippt sein Passwort, und einer im selben Gebäude schreibt es Zeichen für Zeichen mit.

Zwei Dinge daran sind wichtig. Erstens ist das kein „schwaches Krypto“, das ist „kein Krypto“. Diesen Unterschied wirft man gern in einen Topf, aber er ist der ganze Punkt. Zweitens kann man diese Tastaturen nicht per Update retten. Da hilft nur wegwerfen und ersetzen. Und genau das ist der Unterschied zu Logitech, wo ein Empfänger-Update wirklich etwas ändert, wie wir noch sehen werden. Bluetooth-Tastaturen und die höherwertigen Geräte von Logitech, Dell und Lenovo waren von KeySniffer übrigens nicht betroffen. Das ist die Brücke zu Logitech.

Ein Stern, sechs Geräte: wie Unifying funktioniert

Unifying ist der kleine USB-Adapter mit dem orangen Stern, an den sich bis zu sechs Geräte koppeln lassen. Eine Maus, eine Tastatur, vielleicht ein Ziffernblock, alles über einen Stick. Technisch funkt das bei 2,4 GHz auf Nordics nRF24-Technik, nicht Bluetooth. Das ist ein wichtiger Punkt, den ich später beim Abhören noch brauche. Tastaturen werden mit AES-128 verschlüsselt, der Schlüssel wird beim Koppeln festgelegt. Mäuse funken offen.

MouseJack, 2016, und die offene Maus als Hebel

Ebenfalls 2016, wieder Bastille, diesmal Marc Newlin. Über die offene, nicht authentifizierte Maus-Strecke ließen sich gefälschte Tastatur-Pakete in viele Empfänger einschleusen, dazu erzwungenes Koppeln. Betroffen waren Geräte vieler Hersteller, nicht nur Logitech. Der Angreifer musste nicht warten, bis jemand tippt. Er gab sich als neue Tastatur aus und schrieb selbst.

Logitech reagierte mit mehreren Firmware-Ständen für die Empfänger. Nach Logitechs eigenen Release-Notes sind die Kern-MouseJack-Punkte, also erzwungenes Koppeln, Tastatur-Injektion und gefälschte Maus, ab RQR12.05 beziehungsweise RQR24.03 geschlossen. Eine später gefundene Schwäche, die verschlüsselte Injektion (Bastille-Punkt #13, als CVE-2016-10761 geführt), folgte erst ab RQR12.08 und RQR24.06. Diese zwei Generationsnummern solltet ihr euch merken, sie kommen beim Testgerät gleich wieder.

Die vier Lücken von 2019, und die eine, die blieb

2019 nahm sich Marcus Mengs, im Netz MaMe82, Unifying noch einmal vor. Vier CVEs, und der Unterschied zwischen ihnen ist der eigentliche Lehrwert.

CVE

Was

Fix

CVE-2019-13052

Aus dem Mitschnitt der Kopplung den AES-Schlüssel ableiten, danach mitlesen und einschleusen

kein Patch, Logitech lehnte ab

CVE-2019-13053

Einschleusen in die verschlüsselte Strecke, setzt einmaligen physischen Zugriff voraus

kein Patch für die erweiterte Form

CVE-2019-13054

Schlüssel aus R500- und Spotlight-Presentern auslesen, physischer Zugriff

Fix für August 2019 angekündigt

CVE-2019-13055

Alle gekoppelten Schlüssel aus einem Empfänger in unter einer Sekunde, physischer Zugriff

Fix für August 2019 angekündigt

Die spektakuläre Fernübernahme, MouseJack, ist an einem aktuellen Empfänger zu. Was bleibt, ist die erste Zeile: CVE-2019-13052. Wer den Moment der Kopplung mitschneidet, kann daraus den AES-Schlüssel ableiten und danach mitlesen und einschleusen. Diese Lücke wurde nie geschlossen. Logitech hat erklärt, dafür keinen Patch zu liefern, sie steckt im Design.

Das praktische Risiko ist gering, weil man dafür genau dann mithören muss wenn ihr ein Gerät neu koppelt, und weil der Schlüssel danach nicht neu ausgehandelt wird. Koppeln passiert selten und ist schnell vorbei. Aber der Satz „Firmware aktuell, also alles gut“ wäre trotzdem falsch, und genau diese Ehrlichkeit macht für mich den Reiz an der Sache aus. Diese Kopplungs-Lücke ist übrigens auch der Aufhänger für den zweiten Teil.

Die Angriffe über die Zeit. MouseJack wurde per Firmware geschlossen, aus der 2019er-Serie blieb CVE-2019-13052 offen, und Logi Bolt zieht 2021 die Konsequenz.

Logi Bolt, der Nachfolger, der es richtig macht

2021 brachte Logitech mit Logi Bolt einen neuen Empfänger heraus, der Sicherheit von Anfang an mitdenkt. Die Kernpunkte, alle belegt:

• Bolt setzt auf Bluetooth Low Energy im Security Mode 1, Level 4, also Secure Connections Only. Das heißt verschlüsselt und authentifiziert. Genau der Schutz gegen Einschleusen, der Unifying von Haus aus fehlte.
• Es ist ein geschlossenes System, ein Bolt-Empfänger spricht nur mit Bolt-Geräten.
• Pro Kopplung eine andere Bluetooth-Adresse und eigene Schlüssel.
• Koppeln geht nur nach einem ausdrücklichen, langen Knopfdruck von einigen Sekunden. Das schließt das erzwungene Koppeln.
• Firmware ist zentral ausrollbar, mit Schutz gegen das Zurückrollen auf alte Stände.

Ein Missverständnis will ich gleich einfangen. Bolt ist Bluetooth-basiert, aber es ist ein geschlossenes, gehärtetes System, kein normales Bluetooth-Pairing, wie ihr es vom Kopfhörer kennt. Verwechselt das nicht, das eine ist gehärtet, das andere ist ein bunter Haufen.

Zwei Empfänger, eine Maus, eine Tastatur

Genug Geschichte, jetzt der eigene Rechner. Auf dem Testgerät, einem Notebook mit Linux Mint 22.3, stecken zwei Unifying-Empfänger gleichzeitig. Am einen hängt die Maus, eine Logitech Marathon Mouse M705, am anderen die Tastatur, eine MX Keys. Beide Sticks tragen denselben orangen Stern, und wie sich gleich zeigt, tragen sie trotzdem zwei verschiedene Sicherheitsgeschichten mit sich herum.

Die Maus M705 und ein Unifying-Empfänger mit dem orangen Stern.

Der orange Stern ist das Erkennungszeichen von Unifying.

Die Tastatur, eine Logitech MX Keys.

Erst einmal schauen, ganz ohne Spezialwerkzeug

Man muss nicht sofort ein Paket installieren, um zu verstehen, was da steckt. Das Betriebssystem verrät schon eine ganze Menge. Erst schaue ich, welche USB-Geräte hängen. Mit lsusb sehe ich beide Empfänger, und interessant ist, dass sich beide als exakt dieselbe Kennung melden.

$ lsusb | grep -i logitech
Bus 001 Device 011: ID 046d:c52b Logitech, Inc. Unifying Receiver
Bus 001 Device 012: ID 046d:c52b Logitech, Inc. Unifying Receiver

046d ist Logitech, c52b ist der Unifying-Empfänger. Zwei gleiche Kennungen, zwei physische Sticks. Als Nächstes die Kernelmodule, die diese Sticks bedienen.

$ lsmod | grep -i logi
hid_logitech_hidpp     69632  0
hid_logitech_dj        36864  0
usbhid                 77824  2 hid_logitech_dj,hid_logitech_hidpp
hid                   282624 10 usbhid,...,hid_logitech_dj,hid_logitech_hidpp

Zwei Module machen die Arbeit, und die Aufgabenteilung lohnt sich zu verstehen. hid_logitech_dj kümmert sich um das Multiplexing des Unifying-Empfängers, also darum, dass ein einziger Stick mehrere Geräte tragen kann. hid_logitech_hidpp spricht das Feature-Protokoll HID++, über das gleich auch Solaar redet. Und über die Geräteknoten /dev/hidraw* reden die Werkzeuge am Ende mit den Sticks. So versteht man die Schichten, bevor überhaupt ein Zusatzprogramm im Spiel ist.

Solaar, das eine Werkzeug, das man wirklich braucht

Solaar ist die grafische Oberfläche und zugleich ein Kommandozeilen-Werkzeug für Unifying und HID++. Damit koppelt man Geräte, sieht den Akkustand, den Verschlüsselungsstatus und kann Tasten umbelegen. Auf dem Testgerät läuft Version 1.1.11. Der eine Befehl, der alles auf einmal ausgibt, ist solaar show. Für den Empfänger der Maus, gekürzt auf das Wesentliche:

Unifying Receiver
  USB id       : 046d:C52B
  Serial       : 3CE0986A
    Firmware   : 12.11.B0032
  Has 1 paired device(s) out of a maximum of 6.

  1: Marathon Mouse M705 (M-R0073)
     Kind         : mouse
     Protocol     : HID++ 4.5
     Battery: 50%, discharging, next level 20%.

Solaar zeigt den Empfänger der Maus. USB-ID 046d:C52B, Firmware 12.11.B0032, ein gekoppeltes Gerät.

Und für den Empfänger der Tastatur:

Unifying Receiver
  USB id       : 046d:C52B
  Serial       : C31FD0D1
    Firmware   : 24.11.B0036
  Has 1 paired device(s) out of a maximum of 6.

  1: MX Keys Keyboard
     Kind         : keyboard
     Protocol     : HID++ 4.5

Der zweite Empfänger, der für die Tastatur. Dieselbe USB-Kennung, aber Firmware 24.11.B0036.

Hier fällt schon auf, was ich gleich groß mache. Zwei Unifying-Sticks, aber zwei Firmware-Linien: RQR12 für die ältere Maus-Generation, RQR24 für die neuere Tastatur. Beide tragen denselben orangen Stern, dahinter stecken aber zwei Baujahre und zwei Geschichten.

Zwei Sterne, ein Unterschied

Das ist das Herzstück, und es ist ein einziger Blick in Solaar. In der Geräteansicht steht bei jedem gekoppelten Gerät eine Zeile „Drahtlose Verbindung“. Für die Maus M705 meldet Solaar dort „nicht verschlüsselt“, mit einem roten Schild. Für die Tastatur MX Keys meldet dieselbe Zeile „verschlüsselt“, mit einem geschlossenen Schloss.

Solaar meldet für die Maus M705 eine nicht verschlüsselte Funkverbindung, mit rotem Schild.

Für die Tastatur MX Keys meldet Solaar dieselbe Übersicht als verschlüsselt, mit geschlossenem Schloss.

Was das heißt, und was nicht. Die Tastatur ist mit AES-128 verschlüsselt, der Schlüssel wurde beim Koppeln festgelegt. Wer die Funkstrecke mithört, bekommt Kauderwelsch. Die Maus funkt offen, was für Bewegungen und Klicks kein Problem ist. Und dann die ehrliche Einschränkung, die uns direkt zum Angriff führt: dass die Maus offen funkt, war historisch genau der Hebel für das Einschleusen, bis die Firmware das abgestellt hat.

Ein Gedanke, der jetzt naheliegt, führt in die Irre: dann schalte ich die Verschlüsselung der Tastatur eben ab und schaue, was durchgeht. Geht nicht. Die AES-Verschlüsselung der Tastatur hat keinen Ausschalter. Sie steckt fest im Unifying-Protokoll, Solaar hat dafür keinen Schalter, das alte ltunify auch nicht. Wer die Klartext-Eingaben der Tastatur sehen will, muss das AES brechen, nicht abschalten. Und genau das ist der Stoff für den zweiten Teil.

Was man installieren sollte, und was nicht

Für die reine Frage „bin ich sicher“ braucht man erstaunlich wenig. Zwei Pakete reichen, und beide waren auf dem Testgerät sowieso schon da.

Paket

Wofür

solaar

Kopplung, Akku, Verschlüsselungsstatus, Tastenbelegung

fwupd

Firmware-Updates über LVFS

Ein paar Werkzeuge, über die man im Netz stolpert, braucht man hier ausdrücklich nicht, und ich schreibe dazu, warum.

Paket

Warum nicht

ltunify

ältere Unifying-Kommandozeile, von Solaar überholt

libratbag / piper

DPI- und Tastenkonfiguration für Gaming-Mäuse, für die M705 unnötig, Solaar deckt sie ab

jackit, nrfutil, dfu-tool

Angriffs- und Flash-Werkzeuge für nRF-Hardware, hier nicht installiert. jackit gehört zum Crazyradio-am-Laptop-Weg, in diesem Aufbau macht die Funkarbeit stattdessen der Flipper

Bin ich sicher? Zwei Blicke genügen

Der erste Blick ist der Verschlüsselungsstatus, den Solaar meldet. Tastatur verschlüsselt, Maus nicht. Das ist bei Unifying normal und in Ordnung, solange man weiß, dass die Maus offen funkt und dort nichts Geheimes durchgeht.

Der zweite Blick ist die Firmware. fwupd kennt beide Empfänger über LVFS, und fwupdmgr get-updates sagt, ob etwas ansteht.

$ fwupdmgr get-updates --no-unreported-check
Devices with the latest available firmware version:
 • Unifying Receiver
 • Unifying Receiver

Beide sind auf dem neuesten Stand, den LVFS anbietet, das ist RQR12.11 und RQR24.11. Und jetzt die Verbindung zur Geschichte, die den Abschnitt wertvoll macht. Die MouseJack-Fixes stecken in den Firmware-Generationen ab RQR12.05 beziehungsweise RQR24.03 für die Kern-Punkte, und ab RQR12.08 beziehungsweise RQR24.06 für die verschlüsselte Injektion. Beide Empfänger liegen mit 12.11 und 24.11 deutlich darüber. Die Fernübernahme von 2016 ist an diesem Gerät also zu. Das ehrliche Ergebnis dieses Abschnitts ist „hier ist nichts zu tun“, und das darf man auch so hinschreiben.

Trotzdem der Handgriff für den Fall, dass doch einmal ein Update ansteht, als Verfahren, nicht als Messung. Auf dem Testgerät gab es nichts zu aktualisieren, ich habe die letzte Zeile hier also nicht wirklich ausgeführt.

fwupdmgr refresh
fwupdmgr get-updates
fwupdmgr update

Wie würde ein Angreifer das überhaupt abhören?

Jetzt die andere Seite. Unifying funkt bei 2,4 GHz auf nRF24-Technik mit einer eigenen Paketstruktur, Enhanced ShockBurst nennt Nordic das. Normale SDR-Empfänger und die üblichen Sub-Gigahertz-Geräte sehen das schlicht nicht. Man braucht ein nRF24-Radio, das in einen Mithör-Modus versetzt wird. Und genau hier wird es interessant, was ein Flipper Zero kann und was nicht.

Der Flipper Zero, und warum er allein nicht reicht

Das eingebaute Funkteil des Flipper ist ein CC1101. Das arbeitet unter einem Gigahertz, grob 300 bis 928 MHz. Es kommt physikalisch nicht an die 2,4 GHz von Unifying heran. Aus der Schachtel heraus kann der Flipper diesen Angriff also gar nicht, egal welche Firmware drauf ist.

Welches Radio an 2,4 GHz herankommt. Der eingebaute CC1101 des Flippers arbeitet unter einem Gigahertz und sieht die Strecke nicht. Erst ein nRF24-Radio kommt heran.

Auf meinem Aufbau steckt der Flipper mit der Momentum-Firmware und einem Zusatzmodul, einem AIO Board. Auf dem Board steht die Bestückung selbst drauf: RED NRF24, GREEN ESP32, BLUE CC1101, dazu ein EBYTE-Modul und externe Antennen. Das entscheidende Teil für uns ist das nRF24-Radio. Genau das, was dem Flipper von Haus aus fehlt. Damit werden die Apps NRF24: Sniffer und NRF24: Mouse Jacker nutzbar, beide aus dem Projekt von mothball187 und in Momentum enthalten.

Flipper Zero mit aufgestecktem AIO Board V1.4. Das Board liefert das nRF24-Radio für 2,4 GHz, neben ESP32 und CC1101, das dem Flipper allein fehlt.

Der Ablauf ist in zwei Schritten schnell erzählt. Erst sucht der Sniffer die Kanäle ab und findet die Funkadresse des Empfängers. Dann bekommt der Mouse Jacker diese Adresse und ein Tastatur-Skript und versucht, Tasten einzuschleusen. Klingt einfach. Der erste Schritt ist es aber schon nicht.

Der NRF24-Sniffer meldet eine gefundene Adresse auf einem 2,4-GHz-Kanal.

Der nRF24-Treiber der Flipper-App gilt selbst als funktionierend, aber unfertig, und das Sniffen im 2,4-GHz-Band rastet gern auf zufälliges Rauschen ein und meldet Adressen, die es gar nicht gibt. Drei Läufe brachten bei mir drei verschiedene Adressen, einmal sogar mit „Unique 0“, also ohne einen einzigen wiederholten Treffer. Eine echte Logitech-Adresse taucht über mehrere Läufe immer wieder auf, das ist das Erkennungszeichen. Mit etwas Geduld, Maus dabei bewegen und jeden Durchlauf sauber mit OK beenden, damit die App überhaupt speichert, hat sich am Ende die Adresse 086A98E03C als die stabile, echte herauskristallisiert. Das Erkennen klappt also, aber es ist selbst schon eine Hürde und nicht der Sofort-Erfolg, den man sich vorstellt.

Die offene Maus lässt sich mit demselben Radio mitschnüffeln, man sieht rohe Pakete. Passwörter sind da natürlich keine drin, nur Bewegung und Klicks. Genau das ist der greifbare Beleg für „die Maus funkt im Klartext“.

Und jetzt der eigentliche Versuch. Ich habe einen einfachen Texteditor auf dem Notebook geöffnet und ihm den Fokus gegeben. Der Mouse Jacker bekam die ersniffte Adresse 086A98E03C und ein harmloses Skript, das nur den Text MOUSEJACK-TEST-0810 tippen sollte, sonst nichts. Der Flipper zeigte „Running duckyscript“.

Mouse Jacker feuert das Skript gegen die Adresse. Auf dem gepatchten Empfänger landet keine einzige Taste.

Im Editor erschien nichts. Keine einzige Taste kam durch. Das ist kein Misserfolg des Versuchs, sondern das erwartete Verhalten an einem Empfänger, der über dem MouseJack-Fix liegt.

Hier bleibe ich bei der Ursache ehrlich, das ist mir wichtig. „Nichts passiert“ allein trennt nicht sauber, ob die Firmware das Paket abgewiesen hat oder ob die ersniffte Adresse nicht exakt der Empfänger war. Um das isoliert zu beweisen, müsste ein bewusst verwundbarer Vergleichs-Empfänger danebenstehen, an dem derselbe Angriff gelingt, und der stand hier nicht daneben. Sicher ist: die klassische MouseJack-Übernahme aus der Ferne, ohne Anfassen, gelang an diesem aktuellen Setup mit RQR12.11 nicht, und das passt dazu, dass fwupd die Firmware als aktuell und über dem Fix meldet. Mehr behaupte ich an dieser Stelle nicht. Das ist gemessen, die Deutung der Ursache ist plausibel, aber nicht bewiesen.

Nur eine von mehreren Möglichkeiten

Der Flipper ist nur ein Weg, und ehrlich gesagt der bequeme für unterwegs. Damit klar ist, was sonst noch geht:

• Crazyradio PA, ein nRF24-USB-Stick mit der Bastille-Firmware plus jackit. Das klassische MouseJack-Werkzeug, läuft am Laptop und kann mitschreiben.
• nRF52840-Dongle mit Logitacker von Marcus Mengs. Das moderne Werkzeug, das auch die 2019er-Lücken kann, inklusive der Kopplungs-Lücke CVE-2019-13052. Genau dieses Gespann kommt im zweiten Teil zum Einsatz.
• Raspberry Pi mit nRF24-Modul. Möglich, aber deutlich fummeliger, weil das Timing schlechter ist als bei einer dedizierten Crazyradio.

Die Grenze des Flippers ist dabei klar. Er ist gut zum Erkennen und für den MouseJack-Versuch, aber er leitet keine Schlüssel ab und entschlüsselt keine Tastatur. Dafür braucht es Logitacker auf dem nRF52840, und das ist der zweite Teil.

Was ich für sichere Umgebungen empfehle

Kein Wischiwaschi, eine klare Rangfolge.

1. Kabel. Eine USB-Tastatur funkt gar nicht. Für alles, wo wirklich Geheimes getippt wird, ist das die ruhigste Lösung.
2. Logi Bolt oder eine sauber gekoppelte Bluetooth-Verbindung mit Secure Connections. Verschlüsselt und authentifiziert, also auch gegen Einschleusen geschützt.
3. Aktuelles Unifying. Völlig brauchbar, wenn die Empfänger-Firmware gepflegt ist. Die Tastatur ist verschlüsselt, die Fernübernahme ist zu. Das Restrisiko ist die Kopplungs-Lücke.
4. Alles ohne Verschlüsselung, KeySniffer-Klasse, gehört ersetzt. Da hilft kein Update.

Dazu zwei Handgriffe, die jeder machen kann. Die Firmware der Empfänger aktuell halten, mit fwupdmgr, das ist eine Minute Arbeit. Und Geräte nur in vertrauenswürdiger Umgebung koppeln, nicht im Café und nicht im vollen Großraumbüro, wegen genau dieser Kopplungs-Lücke CVE-2019-13052.

Eine kurze Entscheidungshilfe für das eigene Funk-Setup.

Was offen bleibt

• Warum das Einschleusen genau scheiterte. Der Durchlauf ist gemessen, der Sniffer findet 086A98E03C und die Injektion landet nichts, aber ob die Firmware abwies oder die ersniffte Adresse nicht exakt saß, ist ohne einen verwundbaren Vergleichs-Empfänger nicht isoliert nachgewiesen.
• Die Kopplungs-Lücke CVE-2019-13052 ist beschrieben, aber nicht vorgeführt. Das ist der Kern des zweiten Teils.
• Ob sich auf genau diesem nRF24-Modul die Adresse zuverlässig mitschneiden lässt, hängt von Kanal und Timing ab und ist nicht erschöpfend getestet.
• Ob die MX Keys selbst per fwupd ein Firmware-Update bekommen könnte, habe ich nicht geprüft, nur die beiden Empfänger.
• Reichweite und Störumgebung. Alle Aussagen zum Mithören beziehen sich auf die Laborsituation direkt am Gerät.

Wie es weitergeht

Im nächsten Teil wird nicht nur erklärt, sondern gemacht. Mit einem nRF52840-Dongle und Logitacker schneide ich den Kopplungsvorgang einer Unifying-Tastatur mit, leite daraus den Schlüssel ab und lese die Eingaben mit. Das ist die Design-Lücke CVE-2019-13052, und sie betrifft auch die aktuelle Firmware, an der der Flipper heute noch abgeprallt ist. Aus „die Tastatur ist verschlüsselt“ wird dann „und trotzdem lesbar, wenn ich im richtigen Moment dabei war“. Das ist der interessante Teil, und er kommt.

Bezugsquellen

Die folgenden Links sind Affiliate-Links (Werbung). Kaufst du darüber, bekomme ich eine kleine Provision, für dich ändert sich am Preis nichts.

• Flipper Zero: https://amzn.to/4qa8chY
• AIO-Board (nRF24, ESP32, CC1101) für den Flipper Zero: https://s.click.aliexpress.com/e/_c3Ug4MNH

Siehe auch

• TPM 2.0 unter Linux, der Schwester-Beitrag über Hardware, die jeder hat und kaum jemand anschaut.
• BIOS erklärt, Teil 1, ein Serverboard als Workstation und der Weg ins Setup.

Wenn ich irgendwo danebenliege, korrigiert mich gerne, dann lerne ich selbst etwas. Und die Frage an euch zum Schluss: Nutzt ihr Funk oder Kabel, und habt ihr je nachgesehen, ob eure Tastatur überhaupt verschlüsselt funkt? Wie das geht, wisst ihr jetzt. Wenn ihr mögt, dürft ihr mich dazu sehr gerne fragen.

Es gibt Dinge, die unter Linux in der breiten Masse vernachlässigt werden. Secure Boot ist so ein Beispiel, TPM ist ein anderes. Vielleicht ist es an der anfangs bescheidenen Unterstützung gescheitert, vieleicht sind die Themen technisch einfach unangenehm, am ehesten aber liegt es daran, dass der Mehrwert für die meisten überschaubar bleibt. Heute nehme ich mir den TPM vor.

Aufgefallen ist mir der Chip zweimal. Das erste Mal, als er durch die Medien ging, weil die Angst groß wurde, Microsoft mache damit unsere IT kaputt, und weil jemand anfing, sehr viele Patente einzureichen. Das zweite Mal viele Jahre später, als TPM 2.0 zur harten Voraussetzung für Windows 11 wurde. Dazwischen lagen zwanzig Jahre, in denen der Chip in fast jedes Endgerät gewandert ist, ohne dass sich jemand dafür interessiert hat.

In Notebooks und Fertig-PCs ist er heute meist fest verlötet. Bei Server-Mainboards kauft man ihn dagegen als Option dazu, ein kleines Steckmodul auf einem eigenen Header. Der Chip in meinem Testgerät ist ein Infineon OPTIGA SLB 9670, und genau dieselbe Chip-Familie sitzt auf den steckbaren TPM-Modulen für Supermicro-Boards. Damit schließt der Beitrag an die BIOS-Serie an, in der ich mich gerade Menü für Menü durch ein Serverboard arbeite.

Erst die Geschichte, dann die Hände in den Chip. Alle Ausgaben hier sind echt und stammen vom 10. August 2026, gemessen auf einem Fujitsu Celsius H780 mit Linux Mint 22.3, Kernel 7.0.0-28-generic und tpm2-tools 5.6. Wo ich etwas nur aus Dokumentation kenne oder wo ich vermute, steht das dabei.

Angefangen hat alles mit einer Seriennummer in der CPU

Mitte der neunziger Jahre wollte Intel eine Identifizierungsfunktion direkt in den Prozessor bringen. Der erste Schritt war 1999 die Prozessor-Seriennummer im Pentium III, eine eindeutige Kennung, die jede Software auslesen konnte. Der öffentliche Widerstand war so heftig, dass Intel zurückzog. Das Vorhaben verschwand aber nicht, es suchte Deckung in einem Konsortium. Dieses Detail ist wichtig, weil es das Muster für alles setzt, was danach kam.

1999 gründeten Compaq, HP, IBM, Intel und Microsoft die Trusted Computing Platform Alliance, kurz TCPA. Im April 2003 wurde daraus die Trusted Computing Group, TCG, getragen von AMD, HP, IBM, Intel und Microsoft. Aus einer Firmenidee war ein Industriestandard geworden.

Der Chip, der nach einem Senator benannt wurde

In der Debatte bekam der TPM den Spottnamen „Fritz-Chip“. Der Name ging auf den US-Senator Fritz Hollings aus South Carolina zurück, der den CBDTPA vorantrieb, ein Gesetzesvorhaben, das Kopierschutz in aller Consumer-Elektronik verpflichtend machen sollte. Der Spottname war also ein politischer Vorwurf und keine technische Bezeichnung. Er hat trotzdem länger gehalten als das Gesetz, aus dem er kam.

Vertrauen, aber nicht dein Vertrauen

Ross Anderson von der Universität Cambridge schrieb 2002 und 2003 die Trusted Computing FAQ. Dieses Dokument hat die Debatte stärker geprägt als jede Herstellerankündigung, und es liegt bis heute unverändert online. Sein Kernargument in einem Satz: bei „Trust“ geht es nicht darum, dass der Nutzer dem Rechner vertraut, sondern darum, dass der Rechner dem Nutzer nicht vertraut.

Richard Stallman legte 2002 mit „Can you trust your computer?“ nach und prägte den Gegenbegriff treacherous computing, verräterisches Rechnen. Die FSF benutzt ihn heute noch. IBM antwortete mit einer Gegendarstellung von David Safford, „Clarifying Misinformation on TCPA“.

Die EFF ging einen dritten Weg, und der ist der interessanteste. Seth Schoen veröffentlichte im Oktober 2003 Trusted Computing: Promise and Risk und schlug ein konkretes Feature vor, den Owner Override. Der Eigentümer des Rechners sollte die Attestierung überstimmen können, seinem Bank-Server also erzählen dürfen, sein Opera sei ein Internet Explorer. Die Kritik hatte damit einen Reparaturvorschlag und war nicht bloß dagegen. Die TCG hat den Owner Override nie übernommen.

Microsoft nannte sein eigenes Vorhaben Palladium und benannte es am 24. Januar 2003 in Next-Generation Secure Computing Base um, NGSCB. Der Name wurde harmloser, die Architektur blieb dieselbe.

Zwei Patente von 2001, und ein Cypherpunk der zurückschoss

Im Dezember 2001 wurden Microsoft zwei Patente erteilt. Das eine ist US 6,330,670, „Digital rights management operating system“, angemeldet im Januar 1999, erteilt am 11. Dezember 2001, als Erfinder Paul England, John DeTreville und Butler Lampson. Das andere ist US 6,327,652, „Loading and identifying a digital rights management operating system“. Zusammen decken sie viele Grundelemente eines vertrauenswürdigen Betriebssystems ab.

Die Sorge dahinter war handfest und nicht abwegig. Wenn Palladium unter dieses Patent fällt, dann verletzt jeder unabhängige Nachbau das Patent. Also jeder einzelne Entwickler, jedes Open-Source-Projekt, jeder Wettbewerber. Ohne Lizenz von Microsoft kein freies Trusted Computing. Kritiker beschrieben das damals als Kombination aus Patentschutz und faktischem Zwang zur Nutzung, mit deutlich wettbewerbsrechtlichem Geschmack.

Der Gegenzug kam im August 2002 von einem Cypherpunk, der unter dem Namen Lucky Green auftrat. Er meldete selbst ein Patent an, und zwar auf Verfahren, mit denen Software auf einer Palladium- oder TCPA-Plattform gegen Kopieren geschützt werden kann. Der Zweck war offen defensiv: wer die Ansprüche hält, kann verhindern, dass genau diese Anwendungen ausgerollt werden. Auf einem Panel der USENIX Security wurde er gefragt, ob Microsoft nicht einfach Prior Art geltend machen könne. Sein Argument: Prior Art müsste unter Eid erklärt werden, und nach Jahren Arbeit am Projekt und einem ausführlichen eigenen DRM-Patent sei kaum vorstellbar, dem Palladium-Team wäre relevante Prior Art entgangen. Im September 2002 hielt er zusätzlich einen Vortrag mit dem Titel „TCPA: the mother(board) of all Big Brothers“.

Was daraus geworden ist

Die Auflösung ist unbequemer, als es beide Lager damals gedacht haben. NGSCB ist gescheitert, aber nicht an den Patenten. Im Mai 2004 stellte Microsoft die vollständige Architektur zurück, und die Begründung war wirtschaftlich: die Hardware-Landschaft war nicht reif, und vor allem waren die unabhängigen Softwarehersteller nicht bereit, ihre Anwendungen auf die nötigen neuen APIs umzuschreiben. Curtained Memory und der Nexus-Kernel fielen weg, die TPM-Unterstützung blieb übrig.

Der Chip selbst wurde offen. Nach TPM 1.2 kam TPM 2.0, veröffentlicht 2014 und als ISO/IEC 11889 internationaler Standard. Die TCG stellt die Referenz-Implementierung unter eine royalty-free Copyright-Lizenz, das Patentregime zwischen den Mitgliedern ist RAND. Damit war der Nachbau möglich und dem Patenthebel die Grundlage entzogen.

Linux hat es dann einfach implementiert. Der Treiber tpm_tis sitzt im Kernel, IBM brachte TrouSerS für TPM 1.2, für TPM 2.0 entstand mit Beteiligung von Intel und TCG der tpm2-tss-Stack samt tpm2-tools. Seit Linux 4.12 gibt es den Resource Manager im Kernel unter /dev/tpmrm0, wodurch der frühere Userspace-Daemon tpm2-abrmd für die meisten Fälle überflüssig wurde. Nichts davon brauchte eine Lizenz von Microsoft.

Die befürchtete Abriegelung kam trotzdem, nur von woanders. Kein einziger der Horror-Fälle aus der TCPA-FAQ wurde durch den TPM Realität. Wo Nutzer heute tatsächlich ausgesperrt werden, steckt eine andere Technik dahinter: Widevine beim Streaming, Play Integrity und früher SafetyNet bei Android, verriegelte Bootloader bei Telefonen, die Secure Enclave bei Apple, Attestierung bei Spielkonsolen. Der TPM wurde stattdessen ein langweiliger Schlüsselspeicher.

Ein Teil der Angst hat sich dann doch erfüllt, nur in anderer Form. Windows 11 macht TPM 2.0 zur harten Voraussetzung, und damit gilt funktionierende Hardware plötzlich als nicht unterstützt. Das ist keine DRM-Geschichte, sondern eine Elektroschrott- und Lebensdauer-Geschichte. Der Mechanismus ist aber derselbe: eine Hardware-Eigenschaft entscheidet, was auf dem Gerät laufen darf.

Und dann kam der Kreis zurück. 2023 schlugen Chrome-Entwickler bei Google die Web Environment Integrity API vor. Der Browser sollte sich von einer Vertrauensinstanz einen Nachweis über seine Umgebung ausstellen lassen, den Webseiten dann prüfen können. Das ist praktisch Wort für Wort das Szenario, vor dem Anderson zwanzig Jahre früher gewarnt hatte, nur ohne TPM. Nach massivem Widerstand zog Google den Vorschlag im November 2023 für Chromium auf dem Desktop zurück.

Hat die Patentanmeldung von damals also geholfen?

Das ist die Frage, mit der ich in die Recherche gegangen bin, und die Antwort ist zweiteilig. Die defensive Patentanmeldung hat, soweit öffentlich nachvollziehbar, nichts bewirkt. Es gibt kein erteiltes Patent, das man heute als den Grund benennen könnte, warum TCPA-DRM nicht kam. Der Gegenzug war eine wirksame Geste, aber kein wirksames Rechtsmittel. Gewirkt hat etwas anderes: erstens die Wirtschaftlichkeit, weil die Softwarehersteller nicht umschreiben wollten und es damit kein Produkt gab, zweitens die Öffnung der Spezifikation und die ISO-Standardisierung, die den Nachbau erlaubten.

Der zweite Teil verdient Anerkennung. Die Kampagne selbst hat gewirkt, nur nicht juristisch, sondern politisch. Der Lärm um TCPA hat plausibel dazu beigetragen, dass die TCG die Spezifikation öffnete, die aggressivsten Ideen fallen ließ und dass Fernattestierung zwanzig Jahre lang aus dem Consumer-Web draußen blieb. Als der Versuch 2023 mit Web Environment Integrity wiederkam, war das Muster des Widerstands eingeübt und der Vorschlag nach Monaten weg. Wichtig dabei: das ist meine Deutung. Die Kausalkette von der Kampagne 2002 zur offenen Spezifikation 2014 ist nirgends dokumentiert, das ist ein Plausibilitätsargument und keine Messung.

Bleibt der Eindruck: die Angst war berechtigt und falsch adressiert. Berechtigt, weil die Mechanik der Fernattestierung tatsächlich genau das kann, was befürchtet wurde. Falsch adressiert, weil der TPM davon der harmloseste Teil war und am Ende zu dem wurde, was jetzt kommt. Ein langsamer, sturer kleiner Chip, der Schlüssel nicht herausgibt.

Erst suchen, ganz ohne TPM-Werkzeug

Bevor ihr irgendetwas installiert: der Kernel weiß längst, ob da ein Chip sitzt. Er sagt es beim Start.

# dmesg | grep -i tpm
[    0.000000] efi: ACPI=0x7990e000 ACPI 2.0=0x7990e014 TPMFinalLog=0x713bb000 SMBIOS=0x7035e000 SMBIOS 3.0=0x7035b000 ESRT=0x70358c98 MEMATTR=0x5f5c2018 MOKvar=0x70323000 INITRD=0x592eda98 RNG=0x798ce018 TPMEventLog=0x798c0018
[    0.010528] ACPI: SSDT 0x0000000079905000 000554 (v01 INTEL  Tpm2Tabl 00001000 INTL 20160422)
[    0.010531] ACPI: TPM2 0x0000000079904000 000034 (v04 FUJ    PC       01170000 FUJ  00000001)
[    0.010607] ACPI: Reserving TPM2 table memory at [mem 0x79904000-0x79904033]
[    0.569145] tpm_tis MSFT0101:00: 2.0 TPM (device-id 0x1B, rev-id 16)

Drei Dinge stehen da drin. In der ersten Zeile übergibt UEFI die Adresse des Event-Logs, TPMEventLog=0x798c0018, also der Liste aller Messungen aus dem Startvorgang. Dann die ACPI-Tabelle TPM2, über die die Firmware mitteilt, wo und wie der Chip ansprechbar ist. Und in der letzten Zeile das Ergebnis: der Treiber tpm_tis hat unter der ACPI-Kennung MSFT0101 ein TPM der Version 2.0 gefunden.

Danach existieren zwei Gerätedateien, und der Unterschied zwischen ihnen ist wichtig.

# ls -la /dev/tpm*
crw-rw---- 1 tss root  10,   224 Aug 10 09:31 /dev/tpm0
crw-rw---- 1 tss tss  252, 65536 Aug 10 09:31 /dev/tpmrm0

/dev/tpm0 ist der rohe Zugang zum Chip. Daran kann genau ein Prozess gleichzeitig arbeiten, und wer die Ressourcen im Chip verwaltet, ist selbst dafür verantwortlich. /dev/tpmrm0 geht über den Resource Manager im Kernel, der das Ein- und Auslagern der Schlüssel-Kontexte übernimmt und mehrere Nutzer nebeneinander erlaubt. In der Praxis nimmt man immer /dev/tpmrm0, und die tpm2-tools tun das von sich aus.

Die Version steht ebenfalls im sysfs, und die solltet ihr prüfen, bevor ihr weiterlest.

# ls /sys/class/tpm/tpm0/
dev  device  pcr-sha1  pcr-sha256  power  ppi  subsystem  tpm_version_major  uevent

# cat /sys/class/tpm/tpm0/tpm_version_major
2

Eine 2 heißt TPM 2.0 und alles in diesem Beitrag gilt. Eine 1 heißt TPM 1.2, und dann gilt fast nichts davon, weil es ein anderer Standard mit einem anderen Software-Stack ist. Nebenbei verrät das Verzeichnis noch etwas: es gibt eine pcr-sha1– und eine pcr-sha256-Bank, der Chip führt die Messregister also in zwei Hash-Verfahren parallel.

Und weil der Kernel das ohnehin bereitstellt, kommt hier der erste kleine Aha-Moment, noch ganz ohne installiertes Paket. Die Messwerte des Startvorgangs liegen als Dateien herum.

# cat /sys/class/tpm/tpm0/pcr-sha256/0
7DE4ABE4ED8D8291D9B58D71F3B2988F5DA81EBE58D4AE518012E877FA1E04F1
# cat /sys/class/tpm/tpm0/pcr-sha256/1
41CBF90AFF5CEEFAA9E9C52E7A3D5B4C8518EA65861C753AF8DB005C5330F53F
# cat /sys/class/tpm/tpm0/pcr-sha256/7
F5841722D3DCC8886F14E92CA2D7304932CF17E2247A85D3B7BB41FE2C02CB4E

Das sind drei der Platform Configuration Register, kurz PCR. Merkt euch den Wert von PCR 7, der taucht später mehrfach auf.

Die Falle mit lsmod

Das ist eine häufige Fehldiagnose, deshalb steht sie hier als eigener Punkt. Auf meinem Testsystem liefert lsmod | grep tpm nämlich schlicht nichts. Kein Modul, keine Ausgabe. Der Chip arbeitet trotzdem einwandfrei, weil tpm_tis in diesen Kernel fest eingebaut ist und deshalb in der Modulliste gar nicht erscheinen kann. Wer nach lsmod urteilt, hält ein funktionierendes TPM für abwesend. Fragt stattdessen nach der Treiberbindung.

# ls -l /sys/class/tpm/tpm0/device/driver
lrwxrwxrwx 1 root root 0 Aug 10 09:31 /sys/class/tpm/tpm0/device/driver -> ../../../bus/platform/drivers/tpm_tis

# cat /sys/class/tpm/tpm0/device/modalias
acpi:MSFT0101:MSFT0101:

Der Symlink zeigt, welcher Treiber das Gerät tatsächlich bedient. Das ist die Antwort auf die Frage, die lsmod nicht beantworten kann.

Wenn nichts auftaucht

Bleibt dmesg stumm und existiert kein /dev/tpm0, dann gibt es drei realistische Ursachen, in dieser Reihenfolge.

• Im Firmware-Setup abgeschaltet. Die Option heißt je nach Hersteller „Security Device Support“, „TPM State“, „Trusted Computing“, „PTT“ oder „fTPM“. Wo diese Menüs bei einem Serverboard liegen und wie man sich dort zurechtfindet, habe ich in der BIOS-Serie ausführlich aufgeschrieben.
• Physisch nicht vorhanden. Bei Server-Boards ist der TPM oft ein steckbares Modul auf einem eigenen Header, bei Supermicro etwa die AOM-TPM-Module auf dem Anschluss JTPM1. Wer ihn nicht mitbestellt hat, hat einen leeren Steckplatz. Bei Notebooks ist der Chip dagegen fast immer verlötet.
• Vorhanden, aber als fTPM in der CPU statt als eigener Chip. Woran man das unterscheidet, steht weiter unten, und man liest es an einer einzigen Zeile ab.

Zwei Details aus dem Firmware-Setup, die hier gut passen. Erstens sind SHA-1-Bank und SHA-256-Bank oft getrennt schaltbar. Dass mein Testgerät beide Banks führt, ist also keine Selbstverständlichkeit, sondern eine Einstellung. Zweitens steht in demselben Menü meist ein TPM Clear. Finger weg, solange ihr nicht genau wisst, was daran hängt. Ein Clear wirft die Hierarchien im Chip weg, und damit ist alles, was gegen diesen Chip versiegelt war, unwiederbringlich verloren. Auch der BitLocker-Schlüssel eines parallel installierten Windows.

Die Schichten, bevor das erste Paket installiert wird

Es hilft, den Stack einmal von unten nach oben gesehen zu haben. Sonst installiert man ein Paket und wundert sich später, welche der vielen Bibliotheken wofür zuständig ist.

Der Weg eines Kommandos vom Werkzeug bis in den Chip. Über /dev/tpm0 arbeitet genau ein Prozess, über /dev/tpmrm0 mehrere.

Ganz unten der Chip, darüber der Kerneltreiber, darüber die beiden Gerätedateien. Erst dann kommt Userspace: die TCTI-Schicht kümmert sich um den Transport zur Gerätedatei, die ESAPI-Schicht um Kommandos, Sessions und HMAC-Absicherung. Ganz oben die drei Werkzeuge, die man tatsächlich in die Hand nimmt. Für die Pflichtausstattung reichen zwei Pakete.

Paket

Wofür

tpm2-tools

die tpm2_*-Kommandozeile, alles in diesem Beitrag läuft darüber

libtss2-*

der TSS2-Stack darunter, meist schon über systemd installiert

Dazu zwei optionale, die ich beide benutze, weil sie den Chip an Software anschließen, die von TPM nichts wissen muss.

Paket

Wofür

tpm2-openssl

Provider für OpenSSL 3, Schlüssel im Chip über die gewohnten openssl-Aufrufe

libtpm2-pkcs11-1 und libtpm2-pkcs11-tools

PKCS#11-Schnittstelle, damit SSH und Browser den Chip nutzen können

Und zwei, die ich ausdrücklich nicht installiere.

Paket

Warum nicht

tpm2-abrmd

Resource Manager im Userspace mit D-Bus-Schnittstelle. Seit Linux 4.12 macht der Kernel das über /dev/tpmrm0 selbst. Das Projekt ist nicht tot, es wird weiter gepflegt und ist für Simulatoren, Tests und manche Integrationen nach wie vor sinnvoll. Beides parallel zu betreiben führt aber zu Konflikten, deshalb hier bewusst nur der Kernel-Weg.

clevis, clevis-tpm2

binden ausschließlich LUKS2-Header. Ohne LUKS nutzlos, und auf diesem Gerät gibt es kein LUKS.

# apt-get install -y tpm2-tools tpm2-openssl libtpm2-pkcs11-1 libtpm2-pkcs11-tools

Auf meinem Mint 22.3 sind damit tpm2-tools 5.6, tpm2-openssl 1.2.0 und tpm2-pkcs11 1.9.0 gelandet. Der TSS2-Stack war schon da, den bringt systemd mit. Auf Fedora und RHEL heißt das Hauptpaket ebenfalls tpm2-tools, dazu tpm2-tss, unter Arch genauso tpm2-tools mit tpm2-tss als Abhängigkeit.

Eine Kleinigkeit, über die jeder beim ersten Mal stolpert: /dev/tpmrm0 gehört tss:tss. Entweder arbeitet ihr mit sudo, oder ihr nehmt euren Benutzer in die Gruppe tss auf. Die Rechte in der Ausgabe von ls -la /dev/tpm* weiter oben sagen genau das, crw-rw---- und keine Rechte für alle anderen.

Spricht der Chip?

Es gibt drei Stufen, aufsteigend im Aussagewert. Die erste ist der Lebenstest.

# tpm2_getrandom --hex 16

Kommen 16 Bytes zurück, dann funktioniert die ganze Kette von der Bibliothek über die Gerätedatei bis in die Hardware. Der Zufall kommt dabei wirklich aus dem Chip, und er ist gemächlich, dazu unten die Zahlen. Stufe zwei ist tpm2_getcap properties-fixed, da sagt der Chip, wer er ist. Stufe drei ist tpm2_getcap properties-variable, da sagt er, in welchem Zustand er ist. Beide sind gleich interessant, nur aus unterschiedlichen Gründen.

Wer ist dieser Chip

# tpm2_getcap properties-fixed
TPM2_PT_FAMILY_INDICATOR:
  raw: 0x322E3000
  value: "2.0"
TPM2_PT_LEVEL:
  raw: 0
TPM2_PT_REVISION:
  raw: 0x74
  value: 1.16
TPM2_PT_DAY_OF_YEAR:
  raw: 0x109
TPM2_PT_YEAR:
  raw: 0x7E0
TPM2_PT_MANUFACTURER:
  raw: 0x49465800
  value: "IFX"
TPM2_PT_VENDOR_STRING_1:
  raw: 0x534C4239
  value: "SLB9"
TPM2_PT_VENDOR_STRING_2:
  raw: 0x36373000
  value: "670"
TPM2_PT_VENDOR_TPM_TYPE:
  raw: 0x0
TPM2_PT_FIRMWARE_VERSION_1:
  raw: 0x7003F
TPM2_PT_FIRMWARE_VERSION_2:
  raw: 0xD1900
TPM2_PT_INPUT_BUFFER:
  raw: 0x400
TPM2_PT_HR_TRANSIENT_MIN:
  raw: 0x3
TPM2_PT_HR_PERSISTENT_MIN:
  raw: 0x7
TPM2_PT_ACTIVE_SESSIONS_MAX:
  raw: 0x40
TPM2_PT_PCR_COUNT:
  raw: 0x18
TPM2_PT_NV_COUNTERS_MAX:
  raw: 0x8
TPM2_PT_NV_INDEX_MAX:
  raw: 0x680

Rohe Hex-Werte, die plötzlich Sinn ergeben, wenn man sie einmal übersetzt. Das ist einer meiner Lieblingsmomente an dem ganzen Thema.

• TPM2_PT_MANUFACTURER: 0x49465800 ist ASCII IFX, also Infineon.
• VENDOR_STRING_1 und _2 ergeben zusammengesetzt SLB9 und 670, also ein Infineon OPTIGA SLB 9670.
• TPM2_PT_REVISION: 0x74 ist Spezifikations-Revision 1.16, datiert auf Tag 265 des Jahres 2016.
• FIRMWARE_VERSION_1: 0x7003F ist Firmware 7.63.
• TPM2_PT_PCR_COUNT: 0x18 sind 24 PCRs.
• TPM2_PT_HR_PERSISTENT_MIN: 0x7 heißt, dass nur sieben persistente Schlüsselplätze garantiert sind. Diese Zahl wird später richtig wichtig.
• TPM2_PT_NV_COUNTERS_MAX: 0x8 sind genau acht monotone Zähler.

Und dann TPM2_PT_NV_INDEX_MAX: 0x680, also 1664. Hier lauert eine Fehldeutung, die in vielen Texten steht: das ist nicht der gesamte NV-Speicher des Chips, sondern die maximale Größe eines einzelnen NV-Index-Datenbereichs. Wie viel NV insgesamt frei ist, sagt diese Eigenschaft überhaupt nicht. Das steht im Datenblatt des Herstellers und liegt bei diesem Chip im Bereich einiger Kilobyte. Ich habe es nicht ermittelt, also behaupte ich hier auch keine Gesamtgröße.

Diskreter Chip oder fTPM in der CPU

Diese Unterscheidung ist keine Nebensächlichkeit, und man liest sie direkt am Hersteller-String ab.

Hersteller-String

Was es ist

IFX, NTC, STM, IBM

diskreter Chip auf dem Board oder auf einem Steckmodul

INTC

Intel Platform Trust Technology, läuft in der Management Engine

AMD

AMD fTPM, läuft im Platform Security Processor

Ein diskreter Chip hängt an einem physischen Bus, den man anzapfen kann. Ein fTPM hat diesen Bus nicht, dafür hat er andere Probleme. Beides kommt im Angriffs-Abschnitt zurück.

Für mein Testsystem ist die Sache klar: IFX, also ein diskreter Infineon SLB 9670. Aus Linux-Sicht hängt er als memory-mapped TIS an der ACPI-Kennung MSFT0101 und wird von tpm_tis bedient. Ob die physische Leitung dahinter LPC oder SPI ist, lässt sich aus dem Betriebssystem allein nicht entscheiden, weil der PCH einen SPI-TPM auch als MMIO-TIS durchreichen kann. Das ist also plausibel, aber nicht gemessen. Die einzige echte Antwort wäre ein Foto vom offenen Gerät, und dafür müsste das Notebook auseinander.

32 Fehlversuche, und deshalb reicht eine kurze PIN

Jetzt der Zustand, und das ist der wichtigste einzelne Abschnitt des ganzen Beitrags, weil er später alles trägt.

# tpm2_getcap properties-variable
TPM2_PT_PERMANENT:
  ownerAuthSet:              0
  endorsementAuthSet:        0
TPM2_PT_STARTUP_CLEAR:
  phEnable:                  1
  shEnable:                  1
TPM2_PT_LOCKOUT_COUNTER: 0x0
TPM2_PT_MAX_AUTH_FAIL: 0x20
TPM2_PT_LOCKOUT_INTERVAL: 0x1C20
TPM2_PT_LOCKOUT_RECOVERY: 0x15180

Diese drei Werte werden fast immer verwechselt, also einmal sauber.

• MAX_AUTH_FAIL: 0x20 sind 32 fehlgeschlagene Authentifizierungsversuche, danach sperrt der Chip.
• LOCKOUT_INTERVAL: 0x1C20 sind 7200 Sekunden, also 2 Stunden. Nach dieser Zeit wird der Fehlerzähler um genau eins verringert.
• LOCKOUT_RECOVERY: 0x15180 sind 86400 Sekunden, also 24 Stunden. Das ist aber nicht die Erholung des normalen Zählers, sondern die Wartezeit, bevor nach einem fehlgeschlagenen Versuch mit lockoutAuth erneut mit lockoutAuth gearbeitet werden darf.

Einmal vorgerechnet, weil die Zahlen so viel deutlicher sind: ein einzelner Fehlversuch altert nach 2 Stunden aus. Von 32 verbrauchten Versuchen zurück auf null dauert also 64 Stunden und nicht 24.

Und das ist der eigentliche Mehrwert des ganzen Bauteils. Der Chip zählt Fehlversuche und sperrt. Deshalb reicht bei einem TPM eine sechsstellige PIN, wo ein Passwort-Hash auf der Platte eine Passphrase mit hoher Entropie bräuchte. Wer die Platte hat, probiert Millionen Passphrasen pro Sekunde durch. Wer vor dem TPM sitzt, bekommt 32 Versuche und darf dann zwei Stunden warten, um einen einzigen zurückzubekommen. Die Stärke kommt nicht aus dem Geheimnis, sie kommt aus der Hardware, die das Raten unterbindet. Fast jeder Text über TPM lässt diesen Punkt weg, und dann klingt die kurze PIN nach Leichtsinn.

Das Geburtszertifikat des Chips

Jetzt kommt der Teil, den ich in keinem der üblichen TPM-Howtos gesehen habe. In dem Chip liegt ab Werk ein Zertifikat, ausgestellt vom Hersteller auf den Endorsement Key. Erst die Liste der belegten NV-Indizes, dann das Zertifikat selbst.

# tpm2_getcap handles-nv-index
- 0x1410001
- 0x1410002
- 0x1410003
- 0x1800100
- 0x1810008
- 0x1820002
- 0x1880001
- 0x1880011
- 0x1C00002
- 0x1C0000A
- 0x1C10102
- 0x1C10103
- 0x1C10104
- 0x1C10105

# tpm2_nvreadpublic 0x1C00002
0x1c00002:
  name: 000bcfecbb34d24d7356b39b8a0fb0c82c7b052a0335fc8ca2fa602cf1395e5ff804
  hash algorithm:
    friendly: sha256
    value: 0xB
  attributes:
    friendly: ppwrite|writedefine|ppread|ownerread|authread|no_da|written|platformcreate
    value: 0x62072001
  size: 1184

0x1C00002 ist der TCG-Standardindex für das RSA-EK-Zertifikat, 0x1C0000A derselbe für ECC. 1184 Bytes, das passt zu einem X.509-Zertifikat. Also raus damit und mit gewohnten Werkzeugen anschauen.

# tpm2_nvread 0x1C00002 -o ek_rsa.der
WARN: Reading full size of the NV index

# openssl x509 -inform der -in ek_rsa.der -noout -subject -issuer -dates
subject=
issuer=C = DE, O = Infineon Technologies AG, OU = OPTIGA(TM) TPM2.0, CN = Infineon OPTIGA(TM) RSA Manufacturing CA 035
notBefore=Aug 21 14:09:40 2019 GMT
notAfter=Aug 21 14:09:40 2034 GMT

Zwei Dinge fallen sofort auf. Der Aussteller ist eine echte Hersteller-CA, „Infineon OPTIGA(TM) RSA Manufacturing CA 035“, und Infineon hat diesen Chip am 21. August 2019 signiert. Und der Subject ist leer. Ein TPM hat keinen Namen. Die Identität steckt woanders, nämlich in den Erweiterungen.

# openssl x509 -inform der -in ek_rsa.der -noout -text
            X509v3 Key Usage: critical
                Key Encipherment
            X509v3 Subject Alternative Name: critical
                DirName:/2.23.133.2.1=id:49465800/2.23.133.2.2=SLB 9670 TPM2.0/2.23.133.2.3=id:073f
            X509v3 Basic Constraints: critical
                CA:FALSE
            X509v3 CRL Distribution Points:
                Full Name:
                  URI:http://pki.infineon.com/OptigaRsaMfrCA035/OptigaRsaMfrCA035.crl
            X509v3 Certificate Policies:
                Policy: 1.2.276.0.68.1.20.1
            X509v3 Extended Key Usage:
                2.23.133.8.1

Der Subject Alternative Name trägt drei TCG-OIDs, und die decken sich exakt mit dem, was der Chip vorher selbst über sich gesagt hat. 2.23.133.2.1 ist der Hersteller, id:49465800, also wieder IFX. 2.23.133.2.2 ist das Modell, SLB 9670 TPM2.0. 2.23.133.2.3 ist die Firmware, id:073f, was genau die 7.63 von oben bestätigt. Die Extended Key Usage 2.23.133.8.1 ist tcg-kp-EKCertificate, dieses Zertifikat darf also nichts anderes sein als der Nachweis eines Endorsement Keys. Und Infineon veröffentlicht dazu eine Sperrliste.

Was ich hier bewusst weglasse, sind die Zertifikats-Seriennummer und der öffentliche EK-Schlüssel. Beide kennzeichnen dauerhaft und eindeutig genau dieses eine Notebook, und die TCG behandelt den EK aus genau diesem Grund als datenschutzrelevant. Damit erklärt sich beiläufig, warum es überhaupt Attestierungsschlüssel gibt: damit man für eine Attestierung nicht jedes Mal die dauerhafte Chip-Identität vorzeigen muss.

Das hier ist die Wurzel, auf der Fernattestierung aufsetzt. Ein Prüfer kann feststellen, dass in dieser Maschine ein echter, von Infineon signierter TPM sitzt, ohne dem Betriebssystem eine einzige Zeile zu glauben. Genau formuliert beweist das Zertifikat aber nur die Echtheit des Chips. Dass ein bestimmter Attestierungsschlüssel wirklich in diesem Chip liegt, ist ein zusätzlicher Schritt, und den nehme ich mir im Server-Teil vor.

Drei Dinge, alles andere ist Kombination

Bevor irgendein Anwendungsfall kommt: ein TPM bietet im Kern nur drei Dinge an. Alles, was danach als Feature verkauft wird, ist eine Kombination daraus.

• Schlüssel, die nicht herauskommen. Ein Schlüssel mit dem Attribut fixedTPM wird im Chip erzeugt und verlässt ihn nie. Man kann ihn benutzen, man kann ihn nicht kopieren.
• PCRs, Register die nur wachsen. 24 Register, hier mit SHA-1- und SHA-256-Bank. Man kann sie nicht setzen, nur erweitern, und die Rechenvorschrift dafür ist neu = hash(alt || messwert). Bei den Registern, auf die es ankommt, nämlich PCR 0 bis 15 auf einer PC-Client-Plattform, geht es nur über einen Neustart zurück. Deshalb kann man die Boot-Historie nicht nachträglich fälschen. Zwei Ausnahmen gehören dazu, sonst wird es ungenau: PCR 16 und PCR 23 sind zur Laufzeit zurücksetzbar. PCR 16 ist ausdrücklich als Debug-Register vorgesehen, und genau deshalb benutze ich es weiter unten für die Demonstration. Gegen ein zurücksetzbares PCR versiegelt niemand etwas Echtes.
• Sealing, Geheimnisse an einen Zustand binden. Ein Geheimnis wird so verschlüsselt, dass der Chip es nur herausgibt, wenn eine Policy erfüllt ist, typischerweise ein bestimmter PCR-Zustand.

Dazu kommen als Nebenfunktionen die schon erwähnten monotonen Zähler, ein winziger NV-Speicher, ein Zufallszahlengenerator und die Lockout-Logik von oben.

Und weil es das häufigste Missverständnis überhaupt ist, gleich früh und deutlich: ein TPM ist kein Krypto-Beschleuniger, keine Secure Enclave mit eigener Rechenumgebung und kein Schutz gegen einen kompromittierten laufenden Kernel. Er schützt Schlüssel im Ruhezustand und er misst den Startvorgang. Wenn der laufende Kernel übernommen ist, benutzt der Angreifer den TPM einfach mit, ganz höflich über dieselbe Schnittstelle.

Measured Boot in acht Befehlen

Genug Theorie, jetzt der Beweis. Ich baue eine Policy aus dem aktuellen Zustand von PCR 7, erzeuge einen Primary Key im Chip und versiegle damit ein Geheimnis.

# tpm2_startauthsession -S session.ctx
# tpm2_policypcr -S session.ctx -l sha256:7 -L pcr7.policy
76a916a90c7c0906a930cd5cd3e501cb43007331a8b7444222d8aa4c5475f53f
# tpm2_flushcontext session.ctx

Der Hash ist die Policy, und er hängt am Inhalt von PCR 7. Dann der Schlüssel, und ich messe gleich mit, weil die Zahl später noch gebraucht wird.

# time tpm2_createprimary -C o -g sha256 -G ecc256 -c primary.ctx
  value: aes
  raw: 0x6
sym-mode:
  value: cfb
  raw: 0x43
sym-keybits: 128
x: 2be770ed8755bf6f454cb1fea18ba722526d1ee3e9080ab94edda0480b73529d
y: af840b9c69dcac45c9aa3a04085ced5c750bfef5e70c470e4481592ff3026dc7

real	0m0.537s

# echo -n "geheim-nur-bei-diesem-boot" > secret.txt
# tpm2_create -C primary.ctx -g sha256 -u seal.pub -r seal.priv -L pcr7.policy -i secret.txt
keyedhash: ef1dc0bffd0d7529a6d0b44f79bdd14fb8829995c998ffb14d88936f82d3e9f3
authorization policy: 76a916a90c7c0906a930cd5cd3e501cb43007331a8b7444222d8aa4c5475f53f

# tpm2_load -C primary.ctx -u seal.pub -r seal.priv -c seal.ctx
name: 000b50ac9b197a947de6d2ff47d9d80748d4fa1453754bee5f3a8627e307cf8c84fd

# tpm2_startauthsession --policy-session -S s.ctx
# tpm2_policypcr -S s.ctx -l sha256:7
# tpm2_unseal -p session:s.ctx -c seal.ctx
geheim-nur-bei-diesem-boot

Das Geheimnis kommt zurück, weil PCR 7 noch genau den Wert hat, gegen den versiegelt wurde. Schön, beweist aber noch nichts. Interessant wird es erst, wenn sich die Messung ändert.

Dafür wechsle ich auf PCR 16, das Debug-Register. Der Grund ist praktisch: PCR 16 lässt sich ohne Neustart und ohne Firmware-Änderung erweitern, damit ist die Demonstration in einer einzigen Terminal-Sitzung reproduzierbar. Der Mechanismus ist derselbe wie bei PCR 7.

# tpm2_pcrread sha256:16
  sha256:
    16: 0x0000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000

# tpm2_startauthsession -S t.ctx
# tpm2_policypcr -S t.ctx -l sha256:16 -L pcr16.policy
# tpm2_flushcontext t.ctx
# echo -n "unlock-key-material" > s16.txt
# tpm2_create -C primary.ctx -g sha256 -u s16.pub -r s16.priv -L pcr16.policy -i s16.txt
# tpm2_load -C primary.ctx -u s16.pub -r s16.priv -c s16.ctx

# tpm2_startauthsession --policy-session -S p.ctx
# tpm2_policypcr -S p.ctx -l sha256:16
# tpm2_unseal -p session:p.ctx -c s16.ctx
unlock-key-material
# tpm2_flushcontext p.ctx

Und jetzt ändere ich die Messung. Das folgende Kommando ist genau das, was ein ausgetauschter Bootloader auch täte, nur mit einem selbstgewählten Messwert.

# tpm2_pcrextend 16:sha256=$(echo -n "boese-veraenderung" | sha256sum | cut -d" " -f1)
# tpm2_pcrread sha256:16
  sha256:
    16: 0xC6FE6738E4DDC92E1C8E18E290469CCB6B6D305BC1295C4F72B85D0922C25930

Derselbe Unseal-Aufruf wie zwei Blöcke vorher, Zeichen für Zeichen identisch:

# tpm2_startauthsession --policy-session -S p2.ctx
# tpm2_policypcr -S p2.ctx -l sha256:16
# tpm2_unseal -p session:p2.ctx -c s16.ctx
WARNING:esys:src/tss2-esys/api/Esys_Unseal.c:295:Esys_Unseal_Finish() Received TPM Error
ERROR:esys:src/tss2-esys/api/Esys_Unseal.c:98:Esys_Unseal() Esys Finish ErrorCode (0x0000099d)
ERROR: Esys_Unseal(0x99D) - tpm:session(1):a policy check failed
ERROR: Unable to run tpm2_unseal
exit=1

0x99D ist TPM_RC_POLICY_FAIL. Das Geheimnis liegt noch im Blob, es ist nicht gelöscht, es ist nur unerreichbar, solange PCR 16 diesen Wert trägt. Und jetzt der Punkt, auf den es mir ankommt: das ist keine Zugriffskontrolle im Betriebssystem. Da hat kein Dateisystem eine Berechtigung geprüft und kein Dienst eine Regel angewendet. Das ist eine Weigerung der Hardware. Sudo hilft hier nicht, weil root für diese Entscheidung überhaupt nicht zuständig ist.

Wer was misst, und was am Ende über das Entsiegeln entscheidet.

Und wenn ich das Register einfach zurücksetze?

Das ist die Frage, die jeder aufmerksame Leser an dieser Stelle stellt, und sie ist völlig berechtigt. Bei PCR 16 geht das tatsächlich, ohne Neustart.

# tpm2_pcrread sha256:16
  sha256:
    16: 0xC6FE6738E4DDC92E1C8E18E290469CCB6B6D305BC1295C4F72B85D0922C25930
# tpm2_pcrreset 16
# echo $?
0
# tpm2_pcrread sha256:16
  sha256:
    16: 0x0000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000000

Dasselbe Kommando gegen PCR 7 lehnt die Hardware ab.

# tpm2_pcrreset 7
ERROR: Esys_PCR_Reset(0x907) - tpm:warn(2.0): bad locality
ERROR: Could not reset PCR index: 7
ERROR: Unable to run tpm2_pcrreset

0x907 ist TPM_RC_LOCALITY. Der Chip unterscheidet, aus welcher Vertrauensstufe ein Kommando kommt, und root auf dem laufenden System hat die Locality, die zum Zurücksetzen eines Boot-Mess-Registers nötig wäre, gar nicht. Das ist der ganze Unterschied zwischen einem Debug-Register und einem Boot-Mess-Register, ausgedrückt in einer Fehlermeldung.

PCR 16 lässt sich zurücksetzen, PCR 7 nicht. Root ändert daran nichts.

Die Platte startet ohne Passphrase, aber nur mit PIN

Der Klassiker am Arbeitsplatz ist LUKS2 zusammen mit systemd-cryptenroll. Der Nutzen ist echt: das Notebook startet ohne Eingabe, und ein ausgebautes Laufwerk bleibt trotzdem verschlüsselt.

# systemd-cryptenroll --tpm2-device=auto --tpm2-pcrs=7 --tpm2-with-pin=yes /dev/nvme0n1pX

Ehrlichkeit an dieser Stelle: dieses Kommando habe ich nicht ausgeführt, und ich konnte es auch nicht. Die Maschine hat gar kein LUKS, die Wurzel liegt auf ZFS mit der ZFS-eigenen Verschlüsselung, aes-256-gcm. Der Befehl steht hier also als dokumentiertes Verfahren nach Manpage und nicht als Messung.

Das Wichtigste daran ist das --tpm2-with-pin=yes. Ohne PIN entsperrt sich das Gerät für jeden, der es einschaltet, und die Festplattenverschlüsselung schützt dann nur noch gegen den Ausbau der SSD, nicht gegen den Diebstahl des Rechners. Mit PIN greift die Lockout-Logik von weiter oben, und genau dadurch wird eine kurze PIN sicher.

Bei der Auswahl der PCRs gibt es dann einen echten Zielkonflikt, der meist verschwiegen wird.

• Nur PCR 7 gebunden übersteht Kernel-Updates, misst aber im Kern nur den Secure-Boot-Zustand. Das ist wenig Aussage für viel Bequemlichkeit.
• PCR 7 plus 11 gebunden, zusammen mit einem Unified Kernel Image, erfasst tatsächlich Kernel und initrd. Dafür bricht jedes Kernel-Update die Bindung, wenn man nicht mit signierter Policy arbeitet. Eine wichtige Präzisierung dazu, sonst erklärt man die Folgen falsch: PCR 11 ist kein reines Kernel-Register. systemd-stub misst dort das UKI hinein, danach schreibt systemd-pcrphase im Verlauf des Startvorgangs weitere Phasen-Messungen in dasselbe Register. Der Wert von PCR 11 hängt also davon ab, in welcher Boot-Phase man ihn liest, und genau darauf beruht der Trick, dass ein Geheimnis nur im initrd aufgeht und im laufenden System nicht mehr.
• PCR 0 bis 7 gebunden ist die strengste Variante, und dann sperrt euch jedes BIOS-Update aus. Das ist der Grund, warum es systemd-pcrlock gibt, das die erwarteten Messwerte vorab berechnet und die Policy nachzieht. Dieselbe Manpage bezeichnet sich allerdings selbst noch als experimentell.

Wer welches Register wofür benutzt, hat die UAPI Group in einer PCR-Registry für Linux zusammengetragen. Das ist die Tabelle, die man beim Basteln offen haben will.

Eine Lücke betrifft ziemlich viele Linux-Nutzer, deshalb sage ich sie deutlich: systemd-cryptenroll und clevis luks bind schreiben beide in einen LUKS2-Header. Wer seine Wurzel auf ZFS-Native-Encryption hat, hat keinen. Upstream-ZFS bringt keine TPM-Integration mit. Ein TPM-gestütztes Entsperren bräuchte dort ein eigenes tpm2_unseal, das zfs load-key füttert, gebaut ins initramfs. Das ist eine echte offene Baustelle und kein Rezept, das ich hier nebenbei hinschreibe.

Ein SSH-Schlüssel, der keine Datei hat

Das ist mein Lieblings-Anwendungsfall am Arbeitsplatz, weil der Nutzen in einem Satz erklärt ist. Ein Angreifer mit Lesezugriff auf ~/.ssh bekommt nichts Verwendbares. Der Schlüssel kann die Maschine nicht verlassen. Er ist nicht gestohlen, er ist an das Blech gebunden.

# export TPM2_PKCS11_STORE=/root/tpm-demo/pkcs11store
# mkdir -p $TPM2_PKCS11_STORE
# tpm2_ptool init --path=$TPM2_PKCS11_STORE
action: Created
id: 1

# tpm2_ptool addtoken --pid=1 --label=ssh --sopin=sopin123 --userpin=userpin123 --path=$TPM2_PKCS11_STORE
# tpm2_ptool addkey --algorithm=ecc256 --label=ssh --userpin=userpin123 --path=$TPM2_PKCS11_STORE
public:
  CKA_ID: '63316131396137363763316531666439'

Die CKA_ID wird pro Schlüssel erzeugt, bei euch steht dort etwas anderes. Den öffentlichen Teil holt man sich in einem Format, das sshd versteht, direkt über den PKCS#11-Provider.

# ssh-keygen -D /usr/lib/x86_64-linux-gnu/pkcs11/libtpm2_pkcs11.so
ecdsa-sha2-nistp256 AAAAE2VjZHNhLXNoYTItbmlzdHAyNTYAAAAIbmlzdHAyNTYAAABBBO+enW3ZwHsSq8vHLKliloTMR/fpDgWPfti+UQuad0YA8rIXGE8Q9adJqjO6PmZO1DCavBiJgttOE24qrO6BX/0=

Diese Zeile wandert wie gewohnt in authorized_keys. Und damit der Nachweis auch etwas wert ist, zeige ich ihn als Vorher und Nachher. Auf dieser Maschine liegt in /root/.ssh nämlich kein einziger privater Schlüssel, es gibt also keine zweite Erklärung für einen erfolgreichen Public-Key-Login.

# ls /root/.ssh/id_*
ls: cannot access '/root/.ssh/id_*': No such file or directory

# ssh -o BatchMode=yes root@localhost true
root@localhost: Permission denied (publickey,password).

Derselbe Login, nur mit dem Provider dazu:

# ssh -o PKCS11Provider=/usr/lib/x86_64-linux-gnu/pkcs11/libtpm2_pkcs11.so root@localhost 'echo LOGIN-OK-VIA-TPM; hostname; id -un'
LOGIN-OK-VIA-TPM
ErrorLap
root

Die PIN habe ich für diesen Test über SSH_ASKPASS nicht interaktiv geliefert, im Alltag fragt ssh einfach danach. Richtig sehenswert wird es aber mit -v, denn da erzählt OpenSSH selbst, mit welchem Bauteil es gerade arbeitet.

debug1: provider /usr/lib/x86_64-linux-gnu/pkcs11/libtpm2_pkcs11.so: manufacturerID <tpm2-software.github.io> cryptokiVersion 2.40 libraryDescription <TPM2.0 Cryptoki> libraryVersion 1.9
debug1: provider /usr/lib/x86_64-linux-gnu/pkcs11/libtpm2_pkcs11.so slot 0: label <ssh> manufacturerID <Infineon> model <SLB9670> serial <0000000000000000> flags 0x40d
debug1: Will attempt key:  ECDSA SHA256:otJuTNX5LzFzJKqbTu9UoYROpZSXMMWIWMZUe02v1D4 token
debug1: Will attempt key: /root/.ssh/id_rsa
debug1: Will attempt key: /root/.ssh/id_ecdsa
debug1: Will attempt key: /root/.ssh/id_ed25519
debug1: Will attempt key: /root/.ssh/id_dsa
debug1: Offering public key:  ECDSA SHA256:otJuTNX5LzFzJKqbTu9UoYROpZSXMMWIWMZUe02v1D4 token
debug1: Server accepts key:  ECDSA SHA256:otJuTNX5LzFzJKqbTu9UoYROpZSXMMWIWMZUe02v1D4 token

Drei Sachen daran finde ich stark. Erstens nennt OpenSSH den Chip beim Namen, manufacturerID <Infineon> model <SLB9670>. Der SSH-Client sagt dir, welches Bauteil da gerade unterschreibt. Zweitens steht der TPM-Schlüssel in der Kandidatenliste mit dem Wort token, wo bei allen anderen ein Dateipfad steht, und diese Dateien existieren nicht einmal. Dieser Kontrast in einem Bildschirm ist das ganze Argument: dieser Schlüssel hat keine Datei. Drittens wird der Token-Schlüssel zuerst probiert, noch vor den nicht existierenden Dateien.

OpenSSH nennt Hersteller und Modell des Chips. Der Schlüssel steht als token in der Liste, alle anderen Kandidaten sind Dateien, die es nicht gibt.

Lasst mal kurz etwas heraus zoomen 😀 Meine Frau weist mich grade auf mein RBF hin. Wenn ich so konzentriert am Computer sitze und wie in diesem Fall etwas schreibe, dann schaue ich wohl meinen Monitor an, als wenn ich ihn gleich töten möchte. Tjo, und nun? Nun zoomen wir wieder ins Thema!

Die Zahl, die meine eigene Erwartung widerlegt hat

Meine Annahme vor der Messung war schlicht: eine ECDSA-Signatur kostet im Chip rund 97 Millisekunden, also merkt man beim Login nichts. Gemessen kommt etwas anderes heraus.

Weg

5 Logins

pro Login

Aufschlag

Schlüssel auf der Platte, Referenzwert

1,552 s

etwa 310 ms

Referenz

PKCS11Provider bei jedem Aufruf

8,013 s

etwa 1603 ms

etwa 1293 ms

Token einmal im ssh-agent

2,806 s

etwa 561 ms

etwa 251 ms

Die Ursache ist lehrreich. Bei PKCS11Provider baut ssh bei jedem einzelnen Login die komplette Kette neu auf: Store öffnen, Primary Key im TPM erzeugen, Kindschlüssel laden, signieren. Allein die Erzeugung des Primary Keys habe ich weiter oben mit 0,537 Sekunden gemessen. Die eigentliche Signatur ist damit der kleinste Posten in der Rechnung.

# ssh-add -s /usr/lib/x86_64-linux-gnu/pkcs11/libtpm2_pkcs11.so
Card added: /usr/lib/x86_64-linux-gnu/pkcs11/libtpm2_pkcs11.so
# ssh-add -l
256 SHA256:otJuTNX5LzFzJKqbTu9UoYROpZSXMMWIWMZUe02v1D4 /usr/lib/x86_64-linux-gnu/libtpm2_pkcs11.so.1.9.0 (ECDSA)
# time (for i in 1 2 3 4 5; do ssh root@localhost true; done)
real	0m2.806s

Mit ssh-add -s passiert diese Initialisierung einmal pro Sitzung statt einmal pro Verbindung, und die PIN wird auch nur einmal abgefragt. Zwei Gründe, dieselbe Empfehlung, also ganz klar: nehmt ssh-add -s und nicht PKCS11Provider bei jedem Aufruf.

Zur Messhygiene, wie immer: fünf Logins pro Zeile über Loopback, jeweils mit vollem Verbindungsaufbau und Prozessstart, kleine Stichprobe, keine Streuung berechnet. Das sind Größenordnungen und keine Benchmarks.

Der Nebeneffekt, den niemand erwähnt

Diesen Punkt habe ich selbst erst beim Aufräumen gemerkt, und jeder, der dem SSH-Abschnitt folgt, läuft hinein. tpm2_ptool init legt stillschweigend einen Primary Key an und macht ihn persistent im Chip. Vor der Demo waren drei persistente Handles belegt, danach vier.

# tpm2_getcap handles-persistent
- 0x81000000
- 0x81000001
- 0x81000002
- 0x81010001

Und jetzt zurück zu einer Zahl von weiter oben: TPM2_PT_HR_PERSISTENT_MIN ist auf diesem Chip 0x7. Garantiert sind also nur sieben persistente Plätze, und drei davon waren schon vorher weg. Wer bei jedem Basteln ein Handle liegen lässt, macht den Chip irgendwann voll. Den eigenen Müll findet und räumt man so weg:

# tpm2_evictcontrol -C o -c 0x81000000
persistent-handle: 0x81000000
action: evicted

# tpm2_getcap handles-persistent
- 0x81000001
- 0x81000002
- 0x81010001

Dazu eine Warnung, die ich nicht deutlich genug schreiben kann: räumt niemals Handles weg, die ihr nicht selbst angelegt habt. Die drei anderen lagen auf meinem Gerät schon vorher dort, vermutlich aus der Hersteller-Provisionierung oder aus einem früheren Windows-Leben. Wer einen fremden Primary Key entfernt, vernichtet alles, was darunter versiegelt war. Der sichere Weg führt über den Token-Store, denn dort steht das Handle drin, das zum eigenen Werkzeug gehört. Bei mir war es genau das 0x81000000 aus der Ausgabe oben, und ich habe vor dem Entfernen im Store nachgesehen, statt der Reihenfolge zu vertrauen.

Schlüssel im Chip, benutzt über OpenSSL

Für alles, was kein PKCS#11 spricht, gibt es den OpenSSL-3-Provider. Der schönste Moment daran ist ein PEM-Header.

# openssl list -providers -provider tpm2
Providers:
  tpm2
    name: TPM 2.0 Provider
    version: 1.2.0
    status: active

# openssl genpkey -provider tpm2 -algorithm EC -pkeyopt group:P-256 -out tpmkey.pem
# head -2 tpmkey.pem
-----BEGIN TSS2 PRIVATE KEY-----
MIHPBgZngQUKAQOgAwEBAQIEQAAAAQRYAFYAIwALAAYAcgAAABAAEAADABAAINLL

Diese Datei enthält keinen privaten Schlüssel. Sie enthält einen Blob, den ausschließlich dieser eine Chip auspacken kann. Kopiert die Datei auf eine andere Maschine und sie ist wertlos. Signieren geht im Chip, prüfen geht überall.

# printf "attestiere-mich" > d.bin
# openssl pkeyutl -provider tpm2 -provider default -sign -inkey tpmkey.pem -rawin -digest sha256 -in d.bin -out d.sig
# stat -c%s d.sig
70
# openssl pkey -provider tpm2 -provider default -in tpmkey.pem -pubout -out tpmkey.pub.pem
# openssl pkeyutl -verify -pubin -inkey tpmkey.pub.pem -rawin -digest sha256 -in d.bin -sigfile d.sig
Signature Verified Successfully

Zum Prüfen habe ich nur den Standard-Provider gebraucht. Es ist eine ganz normale ECDSA-Signatur, die Gegenseite muss von einem TPM überhaupt nichts wissen. Deshalb lässt sich das in bestehende PKI einbauen, ohne irgendetwas umzustellen, und damit gehen Client-Zertifikate für VPN, 802.1X, mTLS und auch AWS IAM Roles Anywhere.

Der Zufallsgenerator, ehrlich klein geredet

Auf diesem System ist der TPM tatsächlich der Hardware-Zufallsgenerator, den der Kernel benutzt.

# cat /sys/class/misc/hw_random/rng_available
tpm-rng-0 none
# cat /sys/class/misc/hw_random/rng_current
tpm-rng-0

Der Nutzen davon ist vorhanden, aber klein. Moderne CPUs haben RDRAND, der Kernel hat einen guten Entropiepool, und rund 67 Millisekunden pro tpm2_getrandom-Aufruf sind für nichts geeignet, was Durchsatz braucht. Als zusätzliche, unabhängige Quelle im Pool ist es geschenkt und in Ordnung. Mehr würde ich daraus nicht machen.

Fernattestierung, der eigentliche große Fall

Auf Servern liegt der größere Nutzen, nicht am Arbeitsplatz. Das Problem zuerst: bei einer Kiste im Rechenzentrum oder in der Colo weiß man normalerweise nicht, ob sie noch die Software fährt, die man dort installiert hat. Alles, was man fragen kann, ist der Server selbst. Und wenn er kompromittiert ist, lügt er.

Der TPM löst das, weil er eine Aussage über den Startvorgang signiert, die das Betriebssystem nicht fälschen kann. Zwei Schlüssel braucht es dafür: den Endorsement Key als Chip-Identität und einen Attestierungsschlüssel, mit dem tatsächlich signiert wird.

# tpm2_createek -c ek.ctx -G rsa -u ek.pub
# tpm2_createak -C ek.ctx -c ak.ctx -G rsa -g sha256 -s rsassa -u ak.pub -n ak.name
loaded-key:
  name: 000b76c23ef9e6c736e89085381db5c9303c6aca84dd4b18785cbcd5820666146650
  qualified name: 000bfce15794118492a81739a638c4745d23eeffda268ef1d016f22bc07c7a0b5e65

Der qualified name ist didaktisch schön, weil er die Abstammung des Schlüssels von seinem Elternschlüssel mit einbezieht. Jetzt das Quote, mit einer Nonce, die sich der Prüfer ausdenkt. Ich nehme deadbeef in Hex.

# tpm2_quote -c ak.ctx -l sha256:0,1,4,7 -q 6465616462656566 -m quote.msg -s quote.sig -o pcr.bin -g sha256
quoted: ff54434780180022000bfce15794118492a81739a638c4745d23eeffda268ef1d016f22bc07c7a0b5e650008646561646265656600000002acc0c6460000020500000000010007003f000d190000000001000b0393000000201a782856983a34bde88eb32ea706d6863119ee0309e3e8296f0021d34ec896d5
pcrs:
  sha256:
    0 : 0x7DE4ABE4ED8D8291D9B58D71F3B2988F5DA81EBE58D4AE518012E877FA1E04F1
    1 : 0x41CBF90AFF5CEEFAA9E9C52E7A3D5B4C8518EA65861C753AF8DB005C5330F53F
    4 : 0xCDB9366A1664E6B6AE408E3DF98F2E5FF47BCD6F0EA19ACBABE643DE586853DD
    7 : 0xF5841722D3DCC8886F14E92CA2D7304932CF17E2247A85D3B7BB41FE2C02CB4E
calcDigest: 1a782856983a34bde88eb32ea706d6863119ee0309e3e8296f0021d34ec896d5

Der quoted-Blob sieht wie Rauschen aus, ist aber lesbar, wenn man weiß wo man hinschaut.

• ff544347 ist die Konstante TPM_GENERATED_VALUE und markiert die Struktur als im TPM entstanden. Wichtig für das Verständnis: sie allein verhindert keine Fälschung. Der Schutz entsteht daraus, dass ein Attestierungsschlüssel ein restricted Signaturschlüssel ist, der nur Daten unterschreibt, die der Chip selbst erzeugt hat. Diese Konstante ist das Erkennungsmerkmal dafür und nicht der Mechanismus.
• 8018 ist TPM2_ST_ATTEST_QUOTE, der Strukturtyp.
• 6465616462656566 ist meine Nonce, unverändert zurück. Genau das schlägt einen Replay.
• 07003f000d1900 ist die Firmware-Version, die in jedem Quote mitläuft. Das ist wieder die 7.63 von oben.

Geprüft wird offline, und zwar mit nichts als dem öffentlichen Attestierungsschlüssel.

# tpm2_readpublic -c ak.ctx -o ak.pem -f pem
# tpm2_checkquote -u ak.pem -m quote.msg -s quote.sig -f pcr.bin -g sha256 -q 6465616462656566
pcrs:
  sha256:
    0 : 0x7DE4ABE4ED8D8291D9B58D71F3B2988F5DA81EBE58D4AE518012E877FA1E04F1
    1 : 0x41CBF90AFF5CEEFAA9E9C52E7A3D5B4C8518EA65861C753AF8DB005C5330F53F
    4 : 0xCDB9366A1664E6B6AE408E3DF98F2E5FF47BCD6F0EA19ACBABE643DE586853DD
    7 : 0xF5841722D3DCC8886F14E92CA2D7304932CF17E2247A85D3B7BB41FE2C02CB4E
exit=0

Der Ablauf einer Attestierung. Der Prüfer glaubt dem Knoten nichts, er rechnet nach.

Die Lücke, die fast jedes Howto verschweigt

Und hier muss ich mich selbst bremsen, denn die Versuchung ist groß, die beiden vorherigen Abschnitte einfach nebeneinanderzulegen und „echte Hardware bestätigt echten Bootzustand“ daraus zu machen. Das wäre eine Beweiskette mit einem Loch in der Mitte.

tpm2_checkquote mit dem öffentlichen Attestierungsschlüssel beweist genau eine Sache: irgendjemand, der diesen Schlüssel besitzt, hat dieses Quote signiert. Es beweist nicht, dass dieser Schlüssel in demselben Chip steckt, dessen Infineon-Zertifikat ich weiter oben gezeigt habe.

Die fehlende Verbindung heißt Credential Activation. Der Prüfer verschlüsselt dabei ein Geheimnis so, dass es nur ausgepackt werden kann, wenn Endorsement Key und Attestierungsschlüssel im selben TPM liegen, klassisch über TPM2_MakeCredential auf der Prüferseite und TPM2_ActivateCredential auf der Knotenseite. Erst wenn der Knoten das Geheimnis zurückmelden kann, ist bewiesen, dass der Schlüssel zu diesem zertifizierten Chip gehört. Alternativ stellt eine Attestierungs-CA ein echtes AK-Zertifikat aus, nachdem sie diese Prüfung einmal gemacht hat. Wie das im Detail aussieht, steht in RFC 9683. Diesen Schritt habe ich hier nicht durchgeführt. Gemessen sind Quote und Signaturprüfung, die Bindung ist dokumentiertes Verfahren.

Keylime, vier Rollen und ein Prüfer der nicht aufhört

Genau diesen Schritt macht Keylime, und genau deshalb ist Keylime mehr als ein Skript um tpm2_quote herum. Die Architektur hat vier Rollen: einen Agent auf dem Knoten, einen Registrar, einen Verifier und einen Tenant. Der Agent schickt Event-Log, IMA-Hashes und Measured-Boot-Daten, der lokale TPM bürgt für die Echtheit, und über das EK-Zertifikat lässt sich beweisen, dass es überhaupt ein echter TPM ist. Der Verifier prüft dann fortlaufend und nicht nur einmal beim Start.

Damit das nicht nach Bastelei klingt: Keylime läuft in der IBM Cloud als Teil der Compliance-Anforderungen für FedRAMP und HITRUST, und SUSE dokumentiert es offiziell für SUSE Linux Micro. Das ist kein Laborspielzeug.

IMA und EVM, zwei Dinge die ständig verwechselt werden

Beide gehören zur Laufzeit-Integrität, machen aber Verschiedenes.

• IMA, die Integrity Measurement Architecture, hasht Dateien beim Zugriff. Im Messmodus schreibt sie die Hashes in ein Kernel-Log und erweitert damit PCR 10. Im Appraisal-Modus verweigert sie zusätzlich die Ausführung, wenn Hash oder Signatur nicht passen.
• EVM schützt die zugehörigen erweiterten Attribute, also die Sicherheits-Metadaten der Datei, mit einem HMAC oder einer Signatur. Ohne EVM könnte ein Angreifer mit Schreibrechten die IMA-Attribute einfach mitfälschen.

Der TPM-Bezug liegt bei IMA und bei PCR 10. Eine veränderte Binärdatei erzeugt eine Messung, die im TPM landet und rückwirkend nicht mehr zu entfernen ist, weil PCRs nur wachsen. Zusammen mit Secure Boot und Measured Boot entsteht so eine Kette von der Firmware bis zur einzelnen ausgeführten Datei. Ohne TPM wäre dieses Logbuch fälschbar, mit TPM nicht.

Verschlüsselte Server, die allein neu starten können

Operativ ist das der handfesteste Nutzen im Rechenzentrum. Ein verschlüsselter Server, der nach einem Reboot auf eine Passphrase wartet, ist ein Betriebsproblem, spätestens um drei Uhr nachts. Mit TPM-Bindung startet er durch. Der Zielkonflikt dahinter ist eine echte Architekturentscheidung.

• TPM allein. Der Server startet ohne Menschen. Wer den ganzen Server stiehlt, bekommt einen Server, der sich selbst entsperrt.
• Tang und Clevis, netzgebunden. Entsperrt nur, wenn der Server einen Tang-Server im eigenen Netz erreicht. Aus dem Rack getragen bleibt er zu. Braucht dafür einen erreichbaren Tang-Server, was beim Kaltstart eines ganzen Rechenzentrums ein Henne-Ei-Problem ist.
• Beides kombiniert über Shamir Secret Sharing in Clevis, also zum Beispiel TPM und Tang zusammen.

Meine Empfehlung, und die ist unspektakulär: im eigenen Rack mit eigenem Netz nehmt Tang plus TPM über Clevis, weil dann beide Bedingungen gleichzeitig gelten müssen. Bei einer einzelnen Kiste in fremder Colo nehmt TPM mit PIN und tippt die eben ein, wenn es tatsächlich einen Kaltstart gibt. Ein Server, der sich ohne jede Bedingung selbst entsperrt, ist Verschlüsselung fürs Protokoll und nicht gegen einen Angreifer.

Maschinenidentität, die man nicht in eine VM klonen kann

Ein Schlüssel der die Maschine nicht verlassen kann ist eine Identität, die man nicht mitkopieren kann. Für Zero-Trust-Architekturen ist das der interessante Teil: SPIRE hat dafür einen TPM-Node-Attestor, und für Kubernetes-Knoten, die sich beim Beitritt beweisen sollen, ist das der saubere Weg. Verglichen mit einem Token in einer Cloud-Init-Datei, das jeder mitlesen und in eine beliebige VM kopieren kann, ist das ein anderes Sicherheitsniveau.

Ein TPM für jede VM, und was er nicht leistet

Ein physischer TPM hat genau eine Instanz und lässt sich nicht sinnvoll auf viele Gäste aufteilen. Die Lösung ist ein virtueller TPM pro VM. swtpm stellt dafür eine TPM-2.0-Implementierung im Userspace bereit, QEMU und libvirt binden sie als Gerät in die VM ein. Der Gast sieht ein ganz normales /dev/tpm0 und braucht keine Anpassung. Der Kernel bringt dazu den vTPM-Proxy-Treiber mit, /dev/vtpmx, über den Container und VMs eigene TPM-Instanzen bekommen. Genau so machen es die Cloud-Anbieter, und genau so kommt Windows 11 in einer VM überhaupt an seine TPM-2.0-Voraussetzung.

Die ehrliche Einordnung gehört dazu, weil das in Cloud-Architekturen regelmäßig falsch verstanden wird. Ein vTPM ist Software. Sein Zustand liegt als Datei auf dem Hypervisor. Wer den Hypervisor kontrolliert, kontrolliert den vTPM, und ein Angreifer mit root auf dem Host kann den Schlüsselzustand kopieren. Ein vTPM löst also das Problem „der Gast braucht ein TPM-Interface“, er liefert aber keine Hardware-Vertrauenswurzel für den Gast. Wer echte Attestierung einer VM will, braucht eine Kette, die beim TPM des Hosts beginnt, oder Confidential-Computing-Technik wie AMD SEV-SNP oder Intel TDX.

Zum Schluss noch ein kleiner Anwendungsfall, der technisch nichts Neues ist und praktisch viel bringt: die Datenbank-Zugangsdaten eines Dienstes so versiegeln, dass sie nur auf dieser Maschine und nur in diesem Bootzustand aufgehen. Derselbe Seal-Mechanismus wie oben, nur mit einem anderen Geheimnis. Ein kopiertes Image oder eine in eine VM gehobene Platte bringt die Zugangsdaten dann nicht mit.

Was geht, aber nichts bringt

Dieser Abschnitt ist mir genauso wichtig wie der Nutzen-Teil, also kürze ich ihn nicht ab. Zuerst das Missverständnis, das sich am leichtesten messen lässt.

1. Der TPM als Krypto-Beschleuniger. Gemessen und erledigt.

Operation

Wo

Zeit

RSA-2048-Schlüssel erzeugen

TPM

19,703 s

RSA-2048-Schlüssel erzeugen

CPU, openssl

0,220 s

ECC-P-256-Primary erzeugen

TPM

0,537 s

ECDSA P-256 signieren, 50 mal

TPM

4,862 s

ECDSA P-256 signieren, 50 mal

CPU, openssl

0,286 s

# time tpm2_createprimary -C o -g sha256 -G rsa2048 -c rsa_primary.ctx
real	0m19.703s
user	0m0.039s
sys	0m0.016s

# time openssl genpkey -algorithm RSA -pkeyopt rsa_keygen_bits:2048 -out /dev/null
real	0m0.220s
user	0m0.210s
sys	0m0.010s

Rund 90 mal langsamer bei der RSA-Schlüsselerzeugung. Ein Detail zur Messhygiene ist mir dabei wichtig: während der 19,7 Sekunden liegen user und sys bei 0,039 und 0,016 Sekunden. Die CPU langweilt sich also, die Zeit vergeht wirklich im Chip. Das ist eine Messung des TPM und nicht des Prozess-Overheads.

Die richtige Schlussfolgerung ist nicht, dass der TPM schlecht wäre, sondern dass er kein Beschleuniger ist und nie einer war. Das ist die interessante Kehrseite zu der Krypto-Beschleunigerkarte, die ich neulich gegen dieselbe Klasse moderner CPU gemessen habe. Dort verlor Spezial-Hardware, die schnell sein wollte. Hier verliert sie noch deutlicher, nur ist das kein Befund, sondern die Bauart. Der TPM wollte nie schnell sein, er wollte stur sein.

2. Massendaten im TPM verschlüsseln. Es gibt keinen Datenpfad dafür, und bei den Zahlen von oben erübrigt sich die Diskussion.

3. LUKS nur am TPM, ohne PIN. Technisch drei Minuten Arbeit. Ergebnis ist ein Notebook, das sich für jeden entsperrt, der den Deckel aufmacht. In Kombination mit dem Bus-Sniffing weiter unten ist das nahe an Sicherheitstheater. Wer die Passphrase-Eingabe loswerden will, nimmt die PIN.

4. Der TPM als Passwortspeicher oder Secret Store. Ein einzelner NV-Index kann auf diesem Chip höchstens 1664 Bytes halten, und es gibt genau 8 NV-Zähler. NV im TPM ist Flash mit begrenzten Schreibzyklen und als Ablage für Inhalte nicht gedacht. Der richtige Weg ist immer derselbe: die Geheimnisse liegen verschlüsselt auf der Platte, und nur der Schlüssel dafür wird im TPM versiegelt. Genau das tun systemd-cryptenroll und Clevis auch.

5. Sealing gegen PCR 0 bis 7 auf einem Gerät, das Firmware-Updates bekommt. Jedes BIOS-Update ändert die Messungen und sperrt euch aus. Ein Fall, in dem die Technik funktioniert und die Betriebspraxis daran zerbricht. Der Ausweg heißt signierte Policies und systemd-pcrlock, und im selben Atemzug gehört dazu, dass sich systemd-pcrlock selbst noch als experimentell bezeichnet.

6. Attestierung ohne unabhängigen Prüfer. Ein Quote, das auf derselben Maschine geprüft wird, beweist nichts. Wenn die Maschine übernommen ist, ist die Prüfung übernommen. Attestierung ergibt nur mit einem separaten Verifier und mit bekannten Referenzwerten Sinn. Sehr viele Aussagen der Art „wir nutzen TPM“ sind bei genauem Hinsehen genau das, eine Selbstprüfung.

7. TPM 1.2 im Jahr 2026. SHA-1 und RSA-2048, kein ECC, keine Algorithmen-Agilität, ein völlig anderer Software-Stack, nämlich TrouSerS statt tpm2-tss. Wer noch einen findet, sollte darauf nichts Neues bauen.

8. Die Erwartung, ein TPM schütze ein laufendes System. Das ist das größte Missverständnis, deshalb steht es hier noch einmal als eigener Punkt. Ein TPM schützt Schlüssel im Ruhezustand und misst den Start. Er tut nichts gegen einen Angreifer, der schon im Kernel sitzt, denn der fragt den Chip einfach ganz normal.

Fünf häufige Vorhaben und die kurze Antwort dazu.

Die Grenzen, und die Angriffe die es wirklich gibt

Ohne diesen Abschnitt wäre der Beitrag Werbung. Der Kern des Problems bei diskreten Chips ist unangenehm einfach: nach dem Entsiegeln gibt der TPM das Geheimnis über den Bus heraus, und klassisch liegt es dort im Klartext. Wer LPC oder SPI anzapft, liest den Schlüssel mit. Für BitLocker ist das seit Jahren praktisch demonstriert, und es ist ausdrücklich nicht auf Windows beschränkt. Securitum hat im September 2024 in einem echten Penetrationstest genau das gegen ein Linux-System mit LUKS und Clevis gezeigt.

Das betrifft mein Testsystem direkt, und ich schreibe das lieber offen hin, als es zu verstecken: der SLB 9670 ist ein diskreter Chip auf dem Board. Der Angriff braucht physischen Zugriff und Löterfahrung, aber er ist kein Papier-Szenario.

Die Gegenmaßnahme kann TPM 2.0 von sich aus: Sessions mit HMAC-Absicherung und Parameter-Verschlüsselung, und systemd benutzt das inzwischen. Die Grenze davon wird oft zu großzügig beschrieben, deshalb genau: das ist keine Vollverschlüsselung des Bus-Protokolls. Parameter Encryption schützt gezielt einzelne sensible Parameter in Kommandos und Antworten, also genau die Stelle, an der ein entsiegelter Schlüssel herauskäme. Kommandocodes, Handles und die übrigen Parameter bleiben sichtbar. Gegen das passive Mitlesen des Schlüssels ist es wirksam, gegen Verkehrsanalyse nicht, und gegen einen aktiven Interposer hilft es nur insofern, als die HMAC-Absicherung Manipulationen auffallen lässt. Der Kernel hat zu dieser Interposer-Frage eine eigene Dokumentationsseite. Und noch eine Einschränkung, die systemd selbst dokumentiert: die Art der Einbindung entwickelt sich weiter, alte Enrollments profitieren nicht rückwirkend. Wer vor Jahren enrolliert hat, sollte das neu machen.

Und dann eine Ironie, die zeigt wie dünn das Eis ist: CVE-2023-1017 saß genau in CryptParameterDecryption, also in dem Code, der diese verschlüsselten Parameter auspackt. Die Schutzfunktion war selbst der Angriffsweg.

Wer jetzt denkt, ein fTPM in der CPU sei automatisch besser, hat nur andere Probleme. faulTPM hat gezeigt, dass sich AMDs fTPM über Spannungs-Glitching am Platform Security Processor angreifen lässt. Und TPM-Fail demonstrierte 2019 Timing-Seitenkanäle, mit denen sich private ECDSA-Schlüssel rekonstruieren ließen, und zwar aus Intel PTT (CVE-2019-11090) und aus dem ST33 von STMicroelectronics (CVE-2019-16863). Zwei Details daran tragen den Punkt: der lokale Angriff auf Intels fTPM brauchte je nach Zugriffsrechten 4 bis 20 Minuten, und der ST33 trug eine Common-Criteria-Zertifizierung nach EAL 4+, die Schutz gegen Seitenkanäle ausdrücklich einschließt. Ein Zertifikat ist also kein Beweis.

Auch die Referenz-Implementierung selbst hatte Löcher. CVE-2023-1017 war ein Out-of-bounds-Write, CVE-2023-1018 ein Out-of-bounds-Read, beide in der TPM-2.0-Module-Library, also im Referenzcode der TCG. Betroffen waren dadurch gleichzeitig Software-TPMs wie libtpms und eine Reihe von Hardware-TPMs, deren Firmware auf diesem Code aufbaut. Gefunden hat sie Quarkslab und meldete sie im November 2022. Zwei Bytes über den Puffer hinaus, im ungünstigen Fall Codeausführung im TPM-Kontext, also genau in dem Bauteil, dessen einzige Aufgabe es ist, eine Vertrauensgrenze zu ziehen.

Was bleibt also unterm Strich: ein TPM hebt die Messlatte von „Platte ausbauen und kopieren“ auf „an das Board löten oder den SoC glitchen“. Das ist ein echter Fortschritt und kein magischer Schild. Mit PIN wird es deutlich stärker, weil dann die Lockout-Logik greift und Bus-Sniffing allein nicht mehr reicht.

Der Zustand dieses Testsystems, unbequem und aufschlussreich

Und jetzt der Teil, der mir selbst am meisten zu denken gibt. Der Chip in diesem Notebook arbeitet einwandfrei, wie alles hier oben zeigt. Benutzt wird er von diesem System für praktisch nichts.

Baustein

Zustand

Secure Boot

aus, und als 00 in PCR 7 gemessen

Wurzel-Dateisystem

ZFS-Native-Encryption, aes-256-gcm, nirgends LUKS

systemd-cryptenroll

vorhanden, systemd 255.4, ohne LUKS2 aber nutzlos

clevis

nicht installiert, würde hier auch nicht helfen

Unified Kernel Image

nicht im Einsatz

systemd-pcrextend.socket

übersprungen, ConditionSecurity=measured-uki nicht erfüllt

systemd-pcrmachine.service

übersprungen, dieselbe Bedingung

systemd-tpm2-setup-early.service

übersprungen, dieselbe Bedingung

die elf systemd-pcrlock-*-Units

alle disabled

TPM als /dev/hwrng

aktiv, tpm-rng-0

Die drei übersprungenen Units sind der interessanteste Eintrag in dieser Tabelle. Die Bedingung ConditionSecurity=measured-uki prüft nicht das Dateiformat, sondern den Bootweg. Weil dieses System nicht als gemessenes Unified Kernel Image über systemd-stub gestartet ist, überspringt systemd die halbe TPM-Infrastruktur einfach lautlos, ohne Fehler und ohne Warnung. Das ist genau die These aus der Einleitung, jetzt belegt: der Chip ist da, er funktioniert, und die Distribution benutzt ihn nicht.

Der Event-Log, und die Falle mit ls

Zum Abschluss noch eine Kleinigkeit, über die ich zuerst gestolpert bin. Der Event-Log, dessen Adresse die Firmware ganz oben in der ersten dmesg-Zeile übergeben hat, liegt im securityfs. Und ls behauptet, die Datei sei leer.

# ls -la /sys/kernel/security/tpm0/
total 0
-r--r----- 1 root tss 0 Aug 10 09:30 binary_bios_measurements

# tpm2_eventlog /sys/kernel/security/tpm0/binary_bios_measurements | grep -c EventNum
120

Null Bytes laut ls, und trotzdem 120 Events darin. securityfs gibt für diese Datei einfach keine Größe an. Was in den 120 Einträgen steckt, sortiert sich so:

# tpm2_eventlog /sys/kernel/security/tpm0/binary_bios_measurements | grep EventType | sort | uniq -c | sort -rn
     81   EventType: EV_IPL
     12   EventType: EV_EFI_VARIABLE_BOOT
      8   EventType: EV_SEPARATOR
      5   EventType: EV_EFI_VARIABLE_DRIVER_CONFIG
      3   EventType: EV_EFI_ACTION
      2   EventType: EV_POST_CODE
      2   EventType: EV_EVENT_TAG
      2   EventType: EV_EFI_BOOT_SERVICES_APPLICATION
      1   EventType: EV_S_CRTM_VERSION
      1   EventType: EV_NO_ACTION
      1   EventType: EV_EFI_VARIABLE_AUTHORITY
      1   EventType: EV_EFI_HANDOFF_TABLES
      1   EventType: EV_EFI_GPT_EVENT

Der lehrreichste Eintrag im ganzen Log ist aber die Nummer 2, weil er ein abstraktes Konzept in vier Zeilen greifbar macht.

- EventNum: 2
  PCRIndex: 7
  EventType: EV_EFI_VARIABLE_DRIVER_CONFIG
  DigestCount: 2
  Digests:
  - AlgorithmId: sha1
    Digest: "57cd4dc19442475aa82743484f3b1caa88e142b8"
  - AlgorithmId: sha256
    Digest: "115aa827dbccfb44d216ad9ecfda56bdea620b860a94bed5b7a27bba1c4d02d8"
    UnicodeName: SecureBoot
    VariableData: "00"

Da steht der Secure-Boot-Zustand meiner Maschine als 00 im Log, und gehasht wandert genau dieser Wert in PCR 7. Das ist die Brücke zwischen dem Firmware-Setup und dem Chip: was ihr im BIOS umschaltet, wird gemessen und landet im TPM. Schaltet Secure Boot ein, und PCR 7 ändert sich. Alles, was gegen PCR 7 versiegelt war, geht danach nicht mehr auf. Wer den Zusammenhang einmal so gesehen hat, versteht auch, warum die Wahl der PCRs weiter oben ein Zielkonflikt ist und keine Geschmacksfrage.

Eine Nebenbemerkung, weil sie so schön zeigt, wie Secure-Boot-PKI in der Praxis funktioniert: im Log steckt auch der Platform Key des Boards, ein „Fujitsu ODM Quanta BIOS PK Certificate“, gültig von August 2012 bis August 2022. Es ist also seit Jahren abgelaufen. Die Firmware interessiert sich nicht dafür.

Was offen bleibt

• Ob der SLB 9670 auf diesem Board über LPC oder über SPI angebunden ist. Aus dem Betriebssystem heraus nicht entscheidbar.
• Warum der Login über PKCS11Provider rund 1,3 Sekunden Aufschlag kostet, ist plausibel erklärt, aber nicht einzeln nachgemessen. Ein strace oder ein Trace über tpm2_ptool würde es belegen.
• systemd-cryptenroll mit LUKS2 konnte ich nicht testen, weil hier kein LUKS existiert.
• Keylime habe ich nicht aufgesetzt. Die Beschreibung stützt sich auf Dokumentation von SUSE, Red Hat und dem Keylime-Projekt.
• Die Bindung des Attestierungsschlüssels an den zertifizierten EK, also TPM2_MakeCredential und TPM2_ActivateCredential, habe ich nicht durchgeführt. Gemessen sind nur Quote und Signaturprüfung.
• Wie viel NV-Speicher der SLB 9670 insgesamt hat, habe ich nicht ermittelt. NV_INDEX_MAX beantwortet diese Frage nicht.
• Kein vTPM aufgesetzt. Der Abschnitt dazu ist dokumentiert und nicht gemessen.
• Ob verschlüsselte TPM-Sessions Bus-Sniffing auf diesem konkreten Chip vollständig verhindern, habe ich nicht überprüft. Dafür bräuchte es einen Logic Analyzer.
• Ein TPM-gestütztes Entsperren einer ZFS-Native-Encryption-Wurzel habe ich nicht gebaut.
• Wie sich PCR 7 auf diesem Gerät nach dem Aktivieren von Secure Boot verändert. Das wäre ein naheliegender zweiter Teil.

Siehe auch

• BIOS erklärt, Teil 1: ein Serverboard als Workstation und der Weg ins Setup
• Sieben Einstellungen, kein Setup-Besuch: die BIOS-Konfiguration eines Supermicro-Boards ändern
• Intel QuickAssist 8950-SCCP: Krypto-Beschleuniger von 2013 gegen eine CPU von heute

Wenn ich hier etwas falsch dargestellt habe, oder wenn ihr einen der offenen Punkte schon gelöst habt, dann korrigiert mich gerne. Dann lerne ich selbst etwas. Ihr dürft mich dazu jederzeit fragen.

Und weil mich das wirklich interessiert: setzt ihr den TPM-Chip selbst ein, ignoriert ihr ihn bisher, oder nutzt ihr ihn eher zufällig?

Manche Bauteile überleben ihren eigenen Sinn. Diese Karte liegt seit Jahren bei mir herum, hat einmal einen echten Job gemacht, und heute ist sie ein Stück Technikgeschichte mit Kühlkörper. Also habe ich sie in meine Workstation gesteckt, einfach um zu sehen, was sie noch kann und wie sie sich gegen eine aktuelle CPU schlägt. Das Ergebnis ist interessanter geworden als erwartet, aber nicht auf die Art, die ich erwartet hatte.

Die Vorgeschichte: irgendwann lief bei mir ein FreeBSD-Server mit einer Intel-Atom-CPU, und diese CPU hatte kein AES-NI. Auf so einer Maschine verschlüsselte Platten zu betreiben ist zäh. Also kam eine Intel QuickAssist Adapter 8950-SCCP rein, eine PCIe-Steckkarte, die genau das in Hardware macht. Und sie hat ihren Job gut gemacht: weniger CPU-Last, mehr Durchsatz am Storage. Später wanderte sie in einen älteren Xeon, immer noch FreeBSD, immer noch GELI. FreeBSD 14 hat sie produktiv nie gesehen.

So hing sie im Server: Low Profile, PCIe x8, ein gerippter Aluklotz über fast der ganzen Platine. Lüfter gibt es keinen, den soll das Rack liefern.

Warum das damals überhaupt ein Problem war

Das ist der Teil, den heute fast keiner mehr auf dem Schirm hat: AES in der CPU war jahrelang keine Selbstverständlichkeit. AES-NI kam 2010 mit Westmere, aber Intel hat den Befehlssatz danach als Segmentierungsmerkmal benutzt. Bei vielen Atom-, Celeron- und Pentium-Modellen fehlte er, und zwar genau in den stromsparenden Storage- und Firewall-Plattformen, in denen man ihn am dringendsten gebraucht hätte. Ohne AES-NI rechnet eine CPU AES über Tabellen-Lookups, also grob eine Größenordnung langsamer, und obendrein mit Cache-Timing-Seitenkanälen, die man erst mit Aufwand wieder zubekommt.

Bei ARM war es lange genauso, und da ist es sogar noch besser zu greifen. ARMv7 hatte überhaupt keine AES-Befehle. Die Cryptography Extensions von ARMv8-A sind bis heute optional, ein Chiphersteller kann sie einfach weglassen. Der Raspberry Pi ist das schönste Beispiel: alle 64-Bit-fähigen Pis bis einschließlich Modell 4 haben keine AES-Beschleunigung, erst der BCM2712 im Pi 5 bringt sie mit. Wer sich mal gefragt hat, warum verschlüsselte Backups auf einem Pi 4 so quälend langsam sind: das ist der Grund, und es ist kein Softwareproblem.

Dazu kommt der zweite Teil der Geschichte. Verschlüsselung war lange die Ausnahme, nicht die Regel. Wer 2010 eine Webseite betrieben hat, hat HTTPS für den Loginbereich angeschaltet und sonst nirgends, weil es teuer war, weil Zertifikate Geld kosteten und weil TLS auf schwacher Hardware wirklich weh tat. Erst mit Snowden und vor allem mit dem Druck, den die Browserhersteller danach aufgebaut haben, kippte das ins Gegenteil. Plötzlich sollte alles verschlüsselt sein, und zwar sofort. In dieser Phase steckten in Loadbalancern und Reverse Proxies routinemäßig Offload-Karten, für Krypto oder für Kompression, weil die Allzweck-CPU dahinter das schlicht nicht mitgemacht hat. Diese Karte kommt aus genau dieser Zeit.

Was das für eine Karte ist

Auf dem Aufkleber steht INTEL(R) QUICK ASSIST ADAPTER 8950-SCCP, Bestellnummer IQA89501G1P5, Intel MM 929848, Herstelldatum 09/2017, Made in Malaysia. Der Chip darauf ist allerdings älter als die Karte: die Generation stammt aus Q4 2013.

Die Rückseite mit dem Typenschild. Der blaue Aufkleber ist ein Echtheitsmerkmal von yottamark, dazu KCC-Zulassung, UL-Nummer und das PCI-Express-Logo.

SCCP steht für Single Coleto Creek PCIe. Coleto Creek ist der interne Codename, der Beschleunigerchip heißt DH895xCC, und Intel hat ihn als Intel Communications Chipset 8955 verkauft. Die PCI-ID ist 8086:0435. Bei Intel ist die Karte längst End of Life, abgekündigt zusammen mit ihrem Nachfolger 8960.

Die Datenblattwerte, also Herstellerangaben und nichts von mir Gemessenes:

Angabe

Wert

Bulk-Krypto

bis 50 Gbit/s

Kompression

bis 24 Gbit/s

Host-Interface

PCIe Gen3 x8

SR-IOV

1 Physical Function, 32 Virtual Functions

Leistungsaufnahme

maximal etwa 40 W

Umgebungstemperatur

0 bis 55 Grad Celsius

Gebaut wurde das Ding nicht für Workstations, sondern für Telco und Netzwerk: VPN-Konzentratoren, IPsec-Gateways, TLS-Terminierung, Deduplizierungs-Appliances. 50 Gbit/s Bulk-Krypto in einer Low-Profile-Karte war 2013 eine Ansage. Mein Lieblingsdetail aus dem Featureset ist aber ein anderes: die Karte kann Kasumi und Snow 3G in Hardware, also die Mobilfunkchiffren aus 3G und LTE. Das ist so wunderbar spezifisch, dass man sofort weiß, in welchem Blech sie eigentlich stecken sollte, und das ist bestimmt kein Tower unter einem Schreibtisch.

Kühlkörper ab: zwei Chips, nicht einer

Jetzt wird es hübsch. Unter dem Kühlkörper sitzen nämlich nicht ein großer Chip, sondern zwei, und dazu eine Leerstelle.

Links U5, der Coleto Creek als Flip-Chip ohne Heatspreader. Mittig U1, der PLX PEX 8724. Rechts neben dem Slotblech die leere Fläche, um die es weiter unten geht.

Links auf Position U5 liegt der Coleto Creek als Flip-Chip-BGA ohne Heatspreader. Das nackte Silizium liegt frei, man schaut direkt auf den Die. Das sieht man heute selten und es ist genau der Grund, warum ich den Kühlkörper überhaupt abgeschraubt habe.

Mittig auf U1 sitzt aber ein Chip, den ich dort nicht erwartet hätte: ein PLX Technology PEX8724-CA80BC G, Fertigungscode 1703, also Kalenderwoche 3 in 2017, gefertigt in Taiwan. Das ist ein PCIe-Gen3-Switch mit 24 Lanes und 6 Ports. Auf einer Karte, die nur einen einzigen Beschleunigerchip trägt, ist ein Switch zunächst mal erklärungsbedürftig.

Rechts, direkt neben dem Slotblech, liegt dann noch eine komplett unbestückte BGA-Fläche. Ein vollständiges, leeres Lötpad-Raster in Chipgröße. Da war offensichtlich mal etwas geplant.

Der leere Platz aus der Nähe. Ein Platz in Chipgröße, alles drumherum bestückt, nur hier fehlt der Chip.

Wenn man Switch und Leerstelle zusammennimmt, geht eine Rechnung verdächtig glatt auf:

PEX 8724 = 24 Lanes

  x8  Upstream zum Slot
+ x8  zum bestückten Coleto Creek (U5)
+ x8  zu einem weiteren, unbestückten Platz
= 24

Und der Kernel liefert dazu tatsächlich einen passenden Befund: der Downstream-Port c4:08.0 des Switches existiert, hat LnkCap Width x8 und ist untrainiert, also LnkSta Width x0. Da hängt nichts dran.

Und hier muss ich mich selbst bremsen, denn die Versuchung ist groß. Belegt ist nur: in der Switch-Konfiguration sind diesem Port acht Lanes zugewiesen, und es hängt nichts daran. Nicht belegt ist, dass diese acht Lanes zu dem leeren Platz führen. Das könnte genauso ein nie herausgeführter Port sein oder für etwas völlig anderes gedacht gewesen sein. Die Lötfläche macht die Deutung attraktiv, und mehr ist es nicht. Wer es wirklich wissen will, müsste die Lanes am Board durchmessen oder das EEPROM des PEX8724 auslesen und dort in die Port Configuration schauen. Beides habe ich nicht gemacht.

Genauso vorsichtig muss man mit der naheliegenden Erzählung sein, Intel habe hier dieselbe Platine für eine Dual-Chip-Variante vorgesehen. Das passt zur Namenslogik, das S in SCCP steht ja für Single, und es passt zum leeren Platz. Eine offizielle Bestätigung für ein 8950-DCCP oder Ähnliches habe ich trotzdem nicht gefunden. Also: plausible Deutung, kein Faktum.

Am Rand der Platine sitzt außerdem noch ein schwarzer, geschirmter Steckverbinder mit der Bezeichnung J8. Der macht das, was bei einer Grafikkarte der Zusatzstecker macht: Stromversorgung direkt vom Netzteil. Das passt zu den bis zu 40 Watt aus dem Datenblatt, denn ein PCIe-Steckplatz dieser Bauform liefert nach Spezifikation nur 25 Watt. Dazu mehrere Spannungsregler mit Speicherdrosseln, ein 100-MHz-Quarz und Siebdruck-Markierungen für x1, x4 und x8 am Kartenrand.

Einbau: erfreulich langweilig

Die Karte steckt jetzt in einem Slot mit PCIe 4.0 x8 an einem Xeon Gold 5315Y, unter Linux Mint mit Kernel 7.0. Und dann passiert genau das, was man sich von einem In-Kernel-Treiber wünscht: nichts Besonderes.

[   36.915329] dh895xcc 0000:c5:00.0: enabling device (0140 -> 0142)
[   37.744772] dh895xcc 0000:c5:00.0: qat_dev0 started 12 acceleration engines

Kein Paket installiert, keine Firmware nachgeladen, keine Konfigurationsdatei, kein adf_ctl. Die Module qat_dh895xcc und intel_qat laden von allein, die Firmware qat_895xcc.bin.zst lag über linux-firmware längst auf der Platte. Zwölf Acceleration Engines starten, alle Selftests bestehen, der Heartbeat meldet sich gesund. Ein Chip von 2013 auf einer Karte von 2017 in einem Board von 2021 unter einem Kernel von 2026, und es ist ein Nichtereignis. Das ist ein starkes Argument für In-Tree-Treiber, und es wird weiter unten noch bitter kontrastiert.

Was man zum Prüfen braucht:

lspci -nn | grep -i qat
dmesg | grep -i dh895
grep -c qat /proc/crypto
ls /sys/kernel/debug/qat_dh895xcc_0000:c5:00.0/

Das debugfs-Verzeichnis ist die interessanteste Fundstelle der ganzen Karte. Dort liegt in dev_cfg die komplette, vom Treiber selbst generierte Instanzkonfiguration: 16 Krypto-Instanzen, 16 Kompressions-Instanzen, je Instanz 512 gleichzeitige symmetrische oder 128 asymmetrische Requests, dazu Interrupt-Coalescing und ein Heartbeat-Timer. In fw_counters stehen Requests und Responses pro Acceleration Engine, und das ist später mein Beweis, dass die Karte wirklich rechnet und nicht die CPU heimlich einspringt. Dazu heartbeat/status, cnv_errors und 32 Ring-Banks unter transport/.

Ein PCIe-Switch, der Generationen übersetzt

Jetzt löst sich auch auf, warum der PLX-Switch da ist. So sieht der Baum aus:

c2:02.0  Root Port #17          LnkCap Gen4 x8  ->  LnkSta Gen3 x8
  c3:00.0  PLX PEX 8724 Upstream                 ->  LnkSta Gen3 x8
    c4:00.0  Downstream Port #0                  ->  LnkSta Gen2 x8
      c5:00.0  Intel DH895XCC Series QAT   [8086:0435]
    c4:08.0  Downstream Port #8                  ->  LnkSta x0   (leer)

Host-seitig läuft die Karte mit Gen3 x8, also 8 GT/s. Chip-seitig kommen aber nur Gen2 x8 an, also 5 GT/s. Der Coleto Creek ist ein Gen2-Baustein, und damit die Karte am Steckplatz trotzdem als moderne Gen3-x8-Karte auftritt, sitzt der PEX 8724 als Übersetzer dazwischen. Der QAT-Endpunkt behauptet in seiner LnkCap sogar x16, verdrahtet sind aber acht Lanes.

Das ist der erste wirklich belastbare Befund des Tages: das Nadelöhr sitzt auf der Karte, nicht im Steckplatz und nicht in der CPU. Dafür braucht man die Dual-Chip-Spekulation von oben überhaupt nicht.

Zwei weitere Kleinigkeiten aus dem laufenden System, die ich hübsch finde. Die Karte sitzt allein in ihrer IOMMU-Gruppe und unterstützt Function Level Reset, sie lässt sich also ohne ACS-Override-Gebastel per VFIO an eine VM durchreichen. Und sie meldet 32 Virtual Functions, aktiv sind davon null.

Der praktisch wichtigste Nebeneffekt des Einbaus hat aber gar nichts mit Krypto zu tun. Der PLX-Switch belegt vier Busnummern, und dadurch ist meine NVMe von c3:00.0 auf c7:00.0 gewandert. Auf der alten Adresse sitzt jetzt der Upstream-Port des Switches. Ich hatte mir ein setpci-Kommando mit der alten Adresse notiert, und das hätte nach dem Einbau munter in die Register des Switches geschrieben statt in die der SSD. Merke: PCI-Adressen sind nichts, was man sich aufschreibt. Die holt man sich jedes Mal frisch aus lspci. Ist ja jetzt nicht so, als wenn mir das schon mal untergekommen ist bzw. ich so was gefettfingert habe 😛

Die Prioritäten-Tabelle, oder: der Kernel hat schon entschieden

Der Treiber registriert zehn Algorithmen in der Crypto-API des Kernels, alle mit selftest: passed:

xts(aes)                        qat_aes_xts               skcipher   prio=100
ctr(aes)                        qat_aes_ctr               skcipher   prio=100
cbc(aes)                        qat_aes_cbc               skcipher   prio=100
authenc(hmac(sha1),cbc(aes))    qat_aes_cbc_hmac_sha1     aead       prio=100
authenc(hmac(sha256),cbc(aes))  qat_aes_cbc_hmac_sha256   aead       prio=100
authenc(hmac(sha512),cbc(aes))  qat_aes_cbc_hmac_sha512   aead       prio=100
rsa                             qat-rsa                   akcipher   prio=1000
dh                              qat-dh                    kpp        prio=1000
pkcs1(rsa,sha512)               pkcs1(qat-rsa,sha512)     sig        prio=1000
deflate                         qat_deflate               acomp      prio=4001

Diese Prioritäten sind die halbe Geschichte des Beitrags. Die Linux Crypto API wählt bei gleichem Algorithmusnamen immer die Implementierung mit der höchsten Priorität. Wenn man das mit den CPU-Implementierungen auf derselben Maschine vergleicht, wird es sehr deutlich:

Algorithmus

QAT

bester CPU-Wert

wer gewinnt

xts(aes)

100

xts-aes-vaes-avx2 = 600

CPU

cbc(aes)

100

cbc-aes-aesni höher

CPU

authenc(...)

100

CPU-Kombis höher

CPU

rsa

1000

rsa-generic = 100

Karte

dh

1000

dh-generic = 100

Karte

deflate

4001

deflate-generic = 0

Karte

Übersetzt heißt das: für symmetrische Massenverschlüsselung wird diese Karte nie von allein benutzt. Für rsa, dh und deflate dagegen immer. Das ist kein Zufall und kein Konfigurationsfehler, sondern eine Aussage der Kernel-Entwickler darüber, wo Offload bei einer aktuellen CPU überhaupt noch etwas bringt. Man kann diese Tabelle lesen wie ein Urteil über die Karte, und genau so ist sie auch gemeint.

Ein Detail nur mit Vorsicht: pkcs1(qat-rsa,sha512) steht mit Priorität 1000 registriert und hat den Selftest bestanden. Daraus folgt noch nicht, dass Kernel-Modul-Signaturprüfung tatsächlich über die Karte läuft. Die Registrierung macht es möglich, die Priorität spricht dafür, aber um es zu belegen müsste man den Verifikationspfad tracen und dabei die Zähler in fw_counters beobachten. Habe ich nicht gemacht, also behaupte ich es auch nicht.

Bevor die Zahlen kommen: was meine Messung nicht zeigt

Diesen Absatz gibt es, weil die Tabellen danach sonst präziser wirken als sie sind. Wer mir eine Zahl vorhält, soll wissen, wie sie entstanden ist.

• Alle Kryptomessungen laufen über AF_ALG aus einem Python-Skript mit einem synchronen Request-Loop. Das ist ungefähr der Worst Case für eine asynchrone Offload-Karte: pro Request wird gewartet, statt die Queue tief zu halten, für die die Hardware gebaut wurde. Die Zahlen charakterisieren also diesen Zugangsweg, nicht die Karte an sich.
• Kein Warmup, keine Wiederholungen, keine Streuung, kein CPU-Pinning. Angaben mit einer Nachkommastelle tragen eine Genauigkeit, die statistisch nicht gedeckt ist. Für belastbare Latenzen bräuchte es Median und P95 über mehrere Läufe.
• Die Skalierung über Worker nutzt Prozesse, nicht Threads. Kontextwechsel und Speicherkopien gehen also mit in die Zahl ein.
• cryptsetup benchmark ist selbst nur ein Indikator. Es misst im Speicher über die Crypto-API und ist laut eigener Manpage nicht direkt auf reale Storage-Verschlüsselung übertragbar.
• Hart sind dagegen die fw_counters. Die kommen aus der Hardware und belegen, dass und wie oft die Karte gerechnet hat. Und die Form der Ergebnisse ist robust: Latenz pro Request hoch, Skalierung über Worker fast linear, CPU bei kleinen Blöcken weit vorn. Nur die absoluten Werte sind weich.

Als Gegner steht bewusst der ungünstigste Fall für die Karte: ein Xeon Gold 5315Y mit acht Kernen und vollem VAES-Befehlssatz. Wenn eine 13 Jahre alte Karte gegen die Rechenwerke einer aktuellen CPU antritt, dann bitte richtig.

Ein Strom, synchron: die Karte verliert deutlich

Zuerst die CPU-Basislinie mit cryptsetup benchmark, damit die Größenordnung steht:

aes-cbc   128b   1168,2 MiB/s enc   3936,0 MiB/s dec
aes-cbc   256b   1004,5 MiB/s enc   3729,8 MiB/s dec
aes-xts   256b   5494,4 MiB/s enc   5510,1 MiB/s dec
aes-xts   512b   5045,2 MiB/s enc   5053,6 MiB/s dec

Und dann der direkte Vergleich über AF_ALG, ein einzelner synchroner Strom:

Implementierung

Block

Durchsatz

Latenz pro Operation

xts-aes-vaes-avx2

4 KiB

1157,2 MiB/s

3,4 µs

xts-aes-vaes-avx2

16 KiB

2681,2 MiB/s

5,8 µs

xts-aes-vaes-avx2

64 KiB

4327,2 MiB/s

14,4 µs

qat_aes_xts

4 KiB

100,3 MiB/s

38,9 µs

qat_aes_xts

16 KiB

244,9 MiB/s

63,6 µs

qat_aes_xts

64 KiB

308,8 MiB/s

201,6 µs

cbc-aes-aesni

4 KiB

583,5 MiB/s

6,7 µs

qat_aes_cbc

4 KiB

79,8 MiB/s

48,9 µs

Pro Einzelrequest ist die Karte also grob elfmal langsamer als die CPU, ungefähr 39 gegen 3,4 Mikrosekunden bei 4 KiB. Für ein Bauteil, das mal genau dafür gekauft wurde, ist das eine ernüchternde Zahl.

Nur: das ist nicht die Hardwarelatenz der Karte. Gemessen ist die Latenz dieses Pfades, und der ist lang: Python, sendmsg über AF_ALG, Socket-Puffer, Kernel-Copy, Treiber, PCIe, Karte, und alles wieder zurück, plus Scheduling und Aufwecken des wartenden Prozesses. Ein erheblicher Teil davon kann im Socket-Pfad stecken. Die CPU-Variante läuft durch denselben Overhead, profitiert aber davon, dass sie synchron im selben Kontext rechnet und überhaupt nicht schlafen muss. Belastbar ist deshalb nur die relative Aussage für diesen Zugangsweg und die Form der Kurve. Wer die reine Hardwarelatenz will, braucht ein Frontend ohne Socket-Umweg, also praktisch den Userspace-Stack, und der existiert für diesen Chip nicht mehr. Dazu unten mehr. Das ist eine Messlücke, die ich mit den vorhandenen Mitteln nicht schließen kann, und ich schreibe sie lieber hin als sie zu verstecken.

Viele Ströme: jetzt zeigt sie, wofür sie gebaut wurde

Und dann wird es doch noch spannend. Dieselbe Messung mit parallelen Workern, Blockgröße 16 KiB:

Worker

qat_aes_xts

xts-aes-vaes-avx2

1

210,7 MiB/s

2632,6 MiB/s

2

454,1 MiB/s

5311,9 MiB/s

4

799,3 MiB/s

10777,5 MiB/s

8

1714,5 MiB/s

22056,0 MiB/s

16

2926,7 MiB/s

25229,7 MiB/s

Die Karte skaliert von einem auf 16 Worker um fast Faktor 14, also nahezu linear, und bei 16 Workern war sie noch nicht am Ende. Das ist exakt das Verhalten, für das so ein Baustein entworfen wurde: viele gleichzeitige, unabhängige Operationen, keine einzelne schnelle. Eine Karte in einem Loadbalancer sieht nie einen Strom, sie sieht tausende.

Nur skaliert die CPU eben auch. Und sie landet am Ende 8,6 mal höher. Das ist der ganze Punkt dieses Beitrags in einer Zahl. So fertig, feierabend, einpacken!

Dass wirklich die Karte gerechnet hat und nicht heimlich doch die CPU, zeigen die Firmware-Zähler nach dem Lauf:

QAT firmware requests in diesem Lauf: 1.340.416

AE   Requests   Responses
 0:    154181     154181
 1:     94420      94420
 2:     90590      90590
 3:    154177     154177
 ...
11:     90662      90662

Alle zwölf Acceleration Engines haben gearbeitet, Requests und Responses stimmen überall überein, kein verlorener Request. Die Verteilung ist nicht gleichmäßig, sondern fällt in Dreiergruppen von etwa 154k, 94k und 90k. Das kommt von der Zuordnung Ring-Bank zu Engine und ist so ein Detail, an dem man beim Lesen kleben bleibt.

Wo der Deckel liegen könnte, und warum ich mich da nicht festlege

Die 2926,7 MiB/s liegen auffällig nah an der Kapazität des internen Links:

2926,7 MiB/s Nutzdaten = 3069 MB/s
Jedes Byte muss zweimal über den Bus: rein zum Verschlüsseln, raus als Chiffrat.
Gen2 x8 = 5 GT/s x 8 Lanes x 8/10 = 4000 MB/s pro Richtung
3069 / 4000 = 77 % der theoretischen Richtungskapazität

77 Prozent Nutzlast auf einem PCIe-Link sind praktisch der Anschlag, mit dem TLP-Overhead bei 256 Byte MaxPayload liegt das erreichbare Maximum bei etwa 85 bis 90 Prozent. Das sieht also sehr nach einem Bus-Limit aus.

Aber: meine Messung kann das nicht trennen. Sie zeigt, dass dieser Zugangsweg in der Nähe eines Ceilings landet, und sie kann nicht sagen, ob das der PCIe-Link, der Treiber oder AF_ALG ist. Die Rechnung oben ist ein Plausibilitätsargument, keine Messung des Busses. Sauber wäre es, PCIe-Bandwidth-Events über die Uncore-Zähler mitzuschreiben. Das ist der wichtigste offene Messpunkt in diesem Beitrag, weil eine der Hauptaussagen daran hängt.

Noch eine Rechnung, die verlockend glatt aufgeht und bei der man aufpassen muss. Die gemessenen 2926,7 MiB/s sind 24,6 Gbit/s, das Datenblatt sagt 50 Gbit/s, das sind fast genau 49 Prozent. Und verdrahtet sind acht von 16 Lanes, also genau die Hälfte. Der Kurzschluss liegt auf der Zunge, und er ist falsch: „mit x16 wäre man auf dem Datenblattwert“ und „die Platine war für zwei Chips gedacht“ sind zwei verschiedene Hypothesen, nicht eine. In einer Dual-Chip-Bestückung bekäme jeder Chip x8, keiner käme je auf x16, und das Nadelöhr wäre dann der gemeinsame Gen3-x8-Upstream. Rechnerisch landet man auf beiden Wegen bei ungefähr 49 Gbit/s, aber über völlig verschiedene Mechanismen. Wer das zusammenrührt, argumentiert falsch, auch wenn das Ergebnis stimmt. Die Karte selbst hat ja auch nur einen PCIe 8x Anschluss.

Und es gibt eine zweite Lesart, an der der ganze Vergleich mit dem Marketing hängt. Wenn Intels 50 Gbit/s als Summe beider Richtungen gemeint sind, also 25 rein und 25 raus, dann reicht Gen2 x8 dafür aus, und meine gemessenen 24,6 Gbit/s pro Richtung sind aggregiert 49,2 Gbit/s. Dann lautet der richtige Satz nicht „die Karte erreicht die Hälfte“, sondern „die Karte erreicht ihre Spezifikation“. Intel dokumentiert nirgends, wie gezählt wird, also ist das aus den vorliegenden Unterlagen nicht entscheidbar. Die 24,6 Gbit/s stehen fest, nur ihre Deutung hängt an einer undokumentierten Konvention. Natürlich kann ich auch einfach dran vorbei gelesen haben oder ich messe falsch. Korrigiert mich gerne, dann lerne ich selbst etwas \o/

Und jetzt die Enttäuschung: dm-crypt will nicht

Der naheliegendste Anwendungsfall, und ausgerechnet genau der, für den die Karte in meinem FreeBSD-Server gearbeitet hat, funktioniert unter aktuellem Linux nicht:

# cryptsetup plainOpen /dev/ram0 probe --cipher capi:qat_aes_xts-plain64 --key-size 512 --key-file /dev/zero
device-mapper: reload ioctl on probe (252:3) failed: Datei oder Verzeichnis nicht gefunden

Der erste Reflex ist natürlich, dass ich den Namen falsch geschrieben habe. Also Gegenprobe mit derselben capi:-Syntax über sieben Varianten:

Angabe bei --cipher

Ergebnis

aes-xts-plain64

funktioniert

capi:xts(aes)-plain64

funktioniert

capi:xts-aes-aesni-plain64

funktioniert

capi:xts-aes-vaes-avx2-plain64

funktioniert

capi:xts-aes-vaes-avx512-plain64

funktioniert

capi:qat_aes_xts-plain64

Fehler, ENOENT

capi:qat_aes_cbc-plain64

Fehler, ENOENT

dm-crypt kann also sehr wohl einen konkreten Treiber adressieren, sogar xts-aes-vaes-avx512, das mit seiner niedrigen Priorität sonst nie zum Zug käme. Nur die beiden QAT-Treiber fliegen raus. Das ist kein Tippfehler und keine Namensauflösung.

Der Beweis kommt aus dem laufenden Kernel selbst, ausgelesen über die NETLINK_CRYPTO-Schnittstelle. Das ist die belastbare Quelle, denn sie sagt, was dieser Kernel registriert hat, und nicht, was irgendeine Quelldatei im Netz behauptet:

qat_aes_xts              flags=0x00010585   ASYNC | NEED_FALLBACK | TESTED | ALLOCATES_MEMORY
qat_aes_cbc              flags=0x00010485   ASYNC | TESTED | ALLOCATES_MEMORY
qat_aes_ctr              flags=0x00010485   ASYNC | TESTED | ALLOCATES_MEMORY
qat_aes_cbc_hmac_sha256  flags=0x00010483   ASYNC | TESTED | ALLOCATES_MEMORY
qat_deflate              flags=0x0001048a   ASYNC | TESTED | ALLOCATES_MEMORY
qat-rsa                  flags=0x00000406   TESTED
xts-aes-aesni            flags=0x00000405   TESTED
xts-aes-vaes-avx2        flags=0x00000405   TESTED
cbc-aes-aesni            flags=0x00000405   TESTED
deflate-generic          flags=0x0004040a   TESTED

Der Unterschied ist genau ein Bit: 0x00010000, also CRYPTO_ALG_ALLOCATES_MEMORY. Alle symmetrischen QAT-Implementierungen haben es, keine einzige CPU-Implementierung hat es. Die niedrigen Bits sind übrigens kein Flag, sondern der Algorithmustyp.

Und dm-crypt fordert seine Transforms genau mit diesem Bit als Maske an, an drei Stellen im Code:

cc->cipher_tfm.tfms[i]      = crypto_alloc_skcipher(ciphermode, 0, CRYPTO_ALG_ALLOCATES_MEMORY);
cc->cipher_tfm.tfms_aead[0] = crypto_alloc_aead(ciphermode, 0, CRYPTO_ALG_ALLOCATES_MEMORY);
mac                         = crypto_alloc_ahash(mac_alg, 0, CRYPTO_ALG_ALLOCATES_MEMORY);

Die Suche findet damit nichts und liefert ENOENT, und das kommt oben als „Datei oder Verzeichnis nicht gefunden“ an. Kette geschlossen, keine Hypothese mehr. Dass qat-rsa das Flag nicht hat, passt genau ins Bild: RSA läuft über die Karte, weil es kein Block-I/O-Pfad ist.

Die Wendung: das ist eine Leitplanke, kein Bürokratiefehler

An dieser Stelle wollte ich anfangen zu schimpfen. Die Karte kann AES-XTS in Hardware, der Kernel registriert es, und der eine Konsument, für den es gedacht war, weigert sich. Klingt nach Linux, das sich selbst im Weg steht. Ist es aber nicht.

Die Maske stammt von Mikulas Patocka, und die Begründung im Commit ist knapp:

Don’t use crypto drivers that have the flag CRYPTO_ALG_ALLOCATES_MEMORY set. These drivers allocate memory and thus they are unsuitable for block I/O processing.

Der Grund dahinter ist ein Low-Memory-Deadlock. Stell dir vor, es wird auf ein dm-crypt-Gerät geswappt. Der Kernel will Speicher freimachen, schickt die Swap-Out-BIO durch dm-crypt, dm-crypt fragt die Crypto-API, und die fordert daraufhin Speicher an, den es gerade nicht gibt. Ende der Vorstellung.

Und mit QAT ist genau das schon einmal schiefgegangen. Im März 2022 gibt es einen Bericht auf der Kernel-Mailingliste über massive Datenkorruption mit QAT plus dm-crypt plus XFS. Die Diagnose kam von Giovanni Cabiddu, Intel:

The implementations of aead and skcipher in the QAT driver are not properly supporting requests with the CRYPTO_TFM_REQ_MAY_BACKLOG flag set. If the HW queue is full, the driver returns -EBUSY but does not enqueue the request.

Die Folge: dm-crypt wartet endlos auf die Completion eines Requests, der nie an die Hardware gegangen ist. Und das Dateisystem war hinüber. Das ist kein theoretisches Risiko, das ist ein Schadensfall mit Datum.

Die Zeitleiste danach ist lehrreich, weil sie nicht so endet, wie man denkt:

Datum

Was passiert

Juli 2020

Das Flag CRYPTO_ALG_ALLOCATES_MEMORY wird auf QAT gesetzt

Juli 2020

dm-crypt schließt Treiber mit diesem Flag aus (Patocka)

März 2022

Der Schadensfall: Datenkorruption mit QAT, dm-crypt und XFS

Mai 2022

Intel liefert den eigentlichen Fix, ein Backlog-Mechanismus

Juli 2023

Intel will das Flag entfernen, um QAT für dm-crypt zurückzuholen. Nie gemerged.

Juni 2025

Stattdessen: Priorität von Skcipher und AEAD wird von 4001 auf 100 gesenkt

August 2026

Auf meinem Kernel gemessen: Flag gesetzt, Priorität 100, dm-crypt verweigert

Die Auflösung war also nicht „dm-crypt darf QAT wieder benutzen“, sondern „QAT wird per Priorität aus dem Weg geräumt“. Und die Begründung in diesem Commit ist der stärkste Absatz, den ich zu dieser Karte gelesen habe:

Most kernel applications utilizing the crypto API operate synchronously and on small buffer sizes, therefore do not benefit from QAT acceleration. Reduce the priority of QAT implementations for both skcipher and aead algorithms, allowing more suitable alternatives to be selected by default.

„Synchron und kleine Puffer“ ist exakt das, was ich oben unabhängig gemessen habe, 39 gegen 3,4 Mikrosekunden bei 4 KiB. Der Kernel hat 2025 formal festgestellt, was meine Messung 2026 auf dieser Maschine bestätigt. Und der Patch, der Intels eigene Hardware degradiert, kommt von Intel, mit Acked-by von Eric Biggers. Wenn man es wohlwollend liest, ist das ein Hersteller, der ehrlich ist. Zur Version muss man genau sein: der Commit ging in Mainline 6.17, wurde aber wegen Cc: stable auch in ältere Stable-Zweige zurückportiert, war dort also schon vor dem 6.17-Release wirksam.

Und damit ist die Pointe eine viel bessere als „Linux ist im Weg“: was wie eine willkürliche Blockade aussieht, ist eine Leitplanke aus einem echten Schadensfall. Das erklärt übrigens auch, warum FreeBSD hier lockerer war. Dort gibt es diese Leitplanke nicht, es gibt keine Priority-Hierarchie, die den Beschleuniger aussortiert, und keine Maske, die ihn vom Blockgerät fernhält. Das heißt allerdings nicht, dass das Problem dort nicht existiert. Es heißt nur, dass niemand ein Geländer davor gebaut hat.

Ein Blick auf die FreeBSD-Seite lohnt an dieser Stelle sowieso, denn dort ist der Weg ein struktureller anderer. qat(4) ist ein Treiber für das OpenCrypto-Framework, also für crypto(9). Wer GELI benutzt, muss überhaupt nichts umkonfigurieren: GELI fragt das Framework, und das Framework nimmt den Beschleuniger. Deshalb war die Sache damals auch so unspektakulär, ich habe die Karte gesteckt und die Platten waren schneller.

Ganz so glatt war die Historie allerdings nicht. Im Basissystem gibt es qat(4) erst seit FreeBSD 13.0, und in 14.0 wurde dieser Treiber durch Intels Upstream-Variante ersetzt. Auf dem ersten Server, der noch älter war, kann es diesen Weg also nicht gegeben haben. Die aktuelle Manpage führt die Serie 8925 bis 8955 weiterhin als unterstützte Hardware, dieser Chip ist dort also nicht rausgefallen. Und noch etwas gegen zu viel Nostalgie: im FreeBSD-Forum gibt es einen Thread zur GELI-Performance, in dem QAT zunächst schlechter war als AES-NI. Erst nach dem Umstellen der QAT-Services berichtete der Autor rund 30 bis 34 Prozent Vorsprung bei AES-XTS mit SHA256, und bei anderen Lasten blieben Verluste. Die Karte war also auch damals kein bedingungsloser Gewinn, sondern eine, die zur Konfiguration passen musste.

Der zweite Dämpfer: Intels Userspace hat die Karte fallengelassen

Bleibt der andere große Anwendungsfall: TLS-Terminierung mit nginx oder HAProxy, OpenSSL-Offload. Dafür braucht man qatlib und dazu die QAT-Engine oder den Provider für OpenSSL. Auf meinem System ist davon nichts installierbar, kein Kandidat in den Repos, und OpenSSL 3.0.13 kennt nur den Default-Provider.

Schlimmer als „nicht gepackt“ ist aber der Grund: Intel hat dh895xcc aus qatlib entfernt. Die aktuellen Versionen unterstützen nur noch QAT Gen4, also die 4xxx- und 420xx-Serien. Die frühen Generationen sind nicht mehr dabei. Der Weg wäre der alte Out-of-Tree-Stack, und der baut gegen einen Kernel 7.0 nicht mehr.

Ich formuliere das bewusst nicht als „tot“. Behauptet ist: für diesen Chip ist der heutige Mainstream-Linux-Userspace praktisch abgehängt. Nicht behauptet ist, dass es global unmöglich wäre. Mit altem Kernel, altem Out-of-Tree-Treiber und passender Distribution ließe sich der Stack sicher noch aufbauen, und ältere DPDK-Versionen führten dh895xcc als unterstütztes Gerät. Es ist eine Frage von Aufwand und Kernel-Alter, nicht von Unmöglichkeit.

Die Ironie daran ist schön bitter. Intels eigener Userspace hat die Karte längst aufgegeben, während der Linux-Kernel sie weiter pflegt und beim Booten ohne ein einziges Paket zum Laufen bringt. Wer wissen will, warum In-Tree-Treiber so wertvoll sind: das hier ist der Beweis in einer Karte.

Ein dritter Befund noch, damit ihn niemand für einen Kartenfehler hält: ein einzelnes sendmsg über AF_ALG mit 256 KiB oder mehr blockiert dauerhaft. Aufgefallen ist mir das erst mit der Karte bei 1 MiB, reproduzieren lässt es sich aber mit dem CPU-Cipher genauso. Es ist also nicht die Hardware. Wo genau im AF_ALG-Pfad es hängt, habe ich nicht nachgewiesen, der Socket-Sendepuffer wäre die naheliegende Vermutung, aber eben eine ungeprüfte. Alle Messungen oben sind deshalb auf maximal 64 KiB begrenzt.

Kompression: der einzige Pfad, der von allein läuft, und er schadet

Erinnerst du dich an qat_deflate mit Priorität 4001 gegen deflate-generic mit 0? Jeder Kernel-Konsument, der nach deflate fragt, bekommt die Karte. Realistisch ist das zswap, die komprimierte Auslagerung im RAM.

Also nachgestellt: eine cgroup mit hartem Speicherlimit, 700 MiB gut komprimierbare anonyme Seiten, zswap auf deflate. Und tatsächlich, die Karte komprimiert die Auslagerung, 130.108 Firmware-Requests belegen das. Nur ist der direkte Vergleich bei gleicher Last ziemlich brutal:

zswap-Compressor

wall

user

sys

QAT-Requests

lzo (CPU)

0,85 s

0,11 s

0,72 s

0

deflate (QAT)

9,47 s

0,26 s

5,13 s

130.027

Elfmal langsamer. Und die System-CPU-Zeit steigt sogar von 0,72 auf 5,13 Sekunden, das Offload spart also nicht einmal CPU, es kostet zusätzlich welche. Der Grund ist derselbe wie überall in diesem Beitrag: zswap komprimiert eine 4-KiB-Seite pro Request, und das ist genau der Latenz-Worstcase.

Fair bleiben muss ich hier trotzdem: der Vergleich mischt zwei Effekte, denn Deflate ist algorithmisch auch schlicht teurer als LZO. Sauber wäre deflate auf CPU gegen deflate auf der Karte, und das habe ich nicht gemessen, weil sich deflate-generic bei Priorität 0 nicht ohne Weiteres erzwingen lässt. Die Aussage „QAT-zswap ist keine gute Idee“ trägt der Test, die Aufteilung zwischen Algorithmus und Latenz nicht.

Bleibt eine Frage, die ich hübsch finde: warum steht deflate überhaupt noch auf 4001? In der Datenkorruptions-Diskussion von 2022 schlug Intel vor, die Priorität der betroffenen Algorithmen auf 1 zu senken. Heute stehen Skcipher und AEAD bei 100, die Kompression aber weiter bei 4001. Die naheliegende Deutung: 4001 war ursprünglich die Politik „nimm immer den Beschleuniger“, sie wurde für Krypto nach dem Vorfall zurückgenommen und für Kompression nie. Damit wäre qat_deflate der letzte Überrest dieser alten Haltung, und ausgerechnet der Pfad, der heute noch stillschweigend gewinnt und dabei elfmal langsamer ist. Das ist allerdings meine Deutung, kein Beleg. Die Commit-Historie der Prioritätswerte für die Kompression habe ich nicht nachverfolgt.

Wer das nachbauen will: den Zustand danach wieder zurücksetzen, also enabled=N und compressor=lzo. Ein Dauerbetrieb mit dieser Einstellung wäre eine echte Verschlechterung der Maschine.

Die unvermeidliche Frage: kann man damit Bitcoin oder Monero minen?

Nein. Und zwar aus zwei völlig verschiedenen Gründen, und dieser Unterschied ist der eigentlich interessante Teil.

Monero geht prinzipiell nicht, nicht bloß langsam. Monero nutzt seit 2019 RandomX, und der Algorithmus wurde absichtlich so entworfen, dass Spezialhardware keinen Vorteil hat. Er generiert zur Laufzeit zufällige Programme aus Integer-, Fließkomma- und Branch-Instruktionen und führt sie in einer VM aus, teils JIT-compiliert. Er braucht 2 MiB Scratchpad pro Thread, permanent random-access beschrieben und gelesen. Und im Fast-Mode zusätzlich einen Datensatz von rund 2,08 GiB im RAM, aus dem die VM ständig liest. Das macht RandomX speichergebunden statt rechengebunden, und deshalb sind ASICs dort wirtschaftlich uninteressant.

Die QAT-Karte ist das exakte Gegenteil davon: eine Festfunktions-Pipeline. Sie kann AES, SHA, RSA, DH und Deflate, und nichts sonst. Sie hat keinen Befehlssatz, kein Scratchpad-Konzept und keinen Zugriff auf einen 2-GiB-Arbeitsdatensatz. AES kommt in RandomX zwar vor, aber als eingebetteter Schritt in der VM-Schleife, nicht als abtrennbare Massenoperation, die man an einen Coprozessor auslagern könnte. Die CPU dieser Maschine kann RandomX übrigens sehr wohl. Der Algorithmus ist ja genau für CPUs gemacht.

Bitcoin geht theoretisch, praktisch ist es absurd. Bitcoin ist doppeltes SHA-256 über einen 80 Byte großen Blockheader, und SHA-256 kann die Karte. Nur scheitert es an zwei harten Punkten.

Erstens ist es über diesen Stack nicht einmal ansprechbar. Der In-Kernel-Treiber registriert kein reines SHA-256, sondern nur authenc(hmac(sha256),cbc(aes)), also HMAC-authentifizierte Verschlüsselung. Nackte Hashes bekäme man nur über den Userspace-Stack, und der existiert für diesen Chip nicht mehr. Es gibt also gar keinen Weg, der Karte einen Blockheader zum Hashen zu geben.

Zweitens ist die Größenordnung hoffnungslos, und dafür genügt eine geschenkte Obergrenze. Selbst wenn die Karte ihre volle Datenblattleistung als reines Hashing liefern könnte, landet man bei realistischen 64 bis 128 Byte pro Hash-Operation in der Größenordnung von 10⁷ bis 10⁸ Hashes pro Sekunde, also höchstens einige zehn MH/s. Erreichen wird sie das nie, die gemessenen Latenzen zeigen ja, dass sie bei kleinen Nutzlasten zwei Größenordnungen unter ihrem Sweet Spot arbeitet.

Hashrate

Charakter der Zahl

QAT 8950

höchstens 10⁸ H/s

unerreichbare Obergrenze

ein aktueller ASIC-Miner

etwa 2 mal 10¹⁴ H/s

Produktangabe

Bitcoin-Gesamtnetz, 03.08.2026

9,3 mal 10²⁰ H/s

gemessen, 932 EH/s

Selbst mit der geschenkten Obergrenze liegt ein einzelner ASIC noch um mindestens sechs Größenordnungen über der Karte, und das Gesamtnetz um dreizehn. Der Anteil am Netz wäre günstigstenfalls in der Größenordnung 10⁻¹³, bei zehn Minuten Blockzeit also eine erwartete Wartezeit jenseits jeder sinnvollen Zeitskala, bei 40 Watt Dauerlast. Ich verzichte hier absichtlich auf eine konkrete Jahreszahl. Die klingt zwar gut, wäre aber Scheinpräzision auf einer geschätzten Grundlage. Größenordnungen sind hier die ehrlichere Währung, und sie sind genauso eindrucksvoll.

Die eigentliche Pointe ist aber eine sprachliche. Krypto-Beschleuniger heißt Kryptographie, nicht Kryptowährung. Die Karte ist für das gebaut, was Verbindungen und Platten schützt: TLS-Handshakes, IPsec-Tunnel, AES-XTS auf Blockgeräten. Dass beide Bedeutungen dasselbe Wort benutzen, ist ein Sprachunfall, und ich bin ziemlich sicher, dass er der Kryptographie mehr geschadet hat als der Kryptowährung.

Betrieb: man fliegt thermisch blind

Eine praktische Warnung, falls jemand auf die Idee kommt, so ein Ding in einen Desktop zu stecken: die Karte hat keinen Temperatursensor. sensors zeigt nichts, der BMC kennt sie nicht, in der SDR steht kein Eintrag. Man sieht also nicht, wie warm sie wird.

Und die Randbedingungen sind ungünstig: der Kühlkörper ist rein passiv und für den Querstrom eines Rackgehäuses ausgelegt, spezifiziert sind 0 bis 55 Grad Umgebungstemperatur, es dürfen bis zu 40 Watt Verlustleistung sein, und mein Gehäuse ist auf Ruhe optimiert, mit bewusst langsam drehenden Lüftern. Die Netzwerkkarte im Nachbarslot liegt schon im Leerlauf bei 61 Grad, und die beiden teilen sich denselben schlechten Luftstrom. Wie warm die Karte unter der Last aus diesem Beitrag wirklich geworden ist, weiß ich nicht. Ohne Sensor bräuchte es ein IR-Thermometer oder ein Thermoelement. Steht auf der Liste.

Überflüssig gewordene Technik, und warum mir das trotzdem naheliegt

Diese Karte ist für mich so etwas wie eine Soundkarte. Es gab eine Zeit, da war eine dedizierte Soundkarte selbstverständlich, weil der Rest der Maschine das einfach nicht konnte. Ich hänge immer noch an den alten Creative-Karten, nicht nur an den ISA-Dingern, auch an den späteren. Die hatten eine Wertigkeit, ein Gewicht, eine Bestückung, die man ansehen konnte. Man hat ein Bauteil gekauft, das eine Aufgabe hatte, und das hat man auch gesehen.

Heute steckt in meiner Workstation nicht einmal mehr eine Onboard-Lösung im Einsatz, sondern ein Behringer 302USB, also ein kleines Mischpult mit USB-Audiointerface. Für meinen Fall reicht das absolut. Die Aufgabe ist nicht verschwunden, sie hat nur ihren Platz gewechselt, und die CPU rechnet das nebenbei mit, ohne dass es jemandem auffällt. Genau das ist mit Krypto passiert. AES-NI und VAES haben die Beschleunigerkarte nicht besiegt, sie haben sie aufgesogen.

Immer kleiner, komplexer und leistungsfähiger ist total geil. Ohne diese Entwicklung gäbe es die Hälfte von dem nicht, was wir heute technisch machen. Aber sie macht das Verstehen sehr viel schwieriger. Mein alter C64 und der VC20 davor, die Dinger hat man noch verstanden. Eine CPU mit rund einem Megahertz in einem 40-Pin-Gehäuse, groß genug und langsam genug, dass man mit dem Oszilloskop an einzelne Pins konnte und dabei etwas gesehen hat. Man konnte am Speicher nachmessen. Das war begreifbar im wörtlichen Sinn. An dem Xeon in dieser Maschine messe ich nichts nach. Der Die ist unter einem Heatspreader, die Signale sind differentiell und liegen im Gigahertzbereich, und selbst wenn ich rankäme, wäre mein Oszilloskop zu langsam. Dass bei dieser Karte das nackte Silizium offen liegt, ist ein Zufall der Bauform, und trotzdem freut es mich jedes Mal.

Dafür haben wir heute AI, um uns Dinge erklären zu lassen, und das ist ein echter Gewinn. Ich komme damit an Ecken, an die ich vor zehn Jahren nur mit sehr viel mehr Zeit gekommen wäre. Wir müssen nur alle aufpassen, dass wir dabei nicht aufhören zu verstehen. Der Unterschied zwischen „ich habe es erklärt bekommen“ und „ich habe es verstanden“ ist genau der Unterschied zwischen diesem Beitrag und einer Feature-Liste. Und ein Teil davon passiert ja bereits in der AI-Entwicklung selbst: wir verstehen nicht mehr im Detail, was in diesen Systemen passiert. Stand jetzt halte ich das für ein Problem. Vielleicht ist es aber auch bald einfach das Normale, und ich bin der Typ, der dem Oszilloskop nachtrauert.

Ehrliche Gesamteinschätzung

Als Produktivkomponente ist die Karte in dieser Maschine sinnlos. Eine einzige moderne CPU der Einstiegsklasse schlägt sie bei symmetrischer Krypto um Faktor 8,6, der Anwendungsfall, für den sie gekauft wurde, ist unter Linux versperrt, Intels Userspace hat sie aufgegeben, sie zieht laut Datenblatt bis zu 40 Watt für etwas, das die CPU besser kann, und gekühlt wird sie für einen Luftstrom, den mein Gehäuse nicht liefert.

Als Lehr- und Erzählobjekt ist sie ausgezeichnet. An diesem einen Stück Platine lassen sich Krypto-Offload als Architektur, Latenz gegen Durchsatz, warum Queue-Tiefe alles ist, PCIe-Generationen und Lane-Budgets, PCIe-Switches, SR-IOV, IOMMU-Gruppen und die Prioritätslogik der Linux Crypto API erklären. Ich kenne wenige Bauteile, die auf so kleiner Fläche so viele Anknüpfungspunkte haben. Und sie funktioniert einfach, nach 13 Jahren, ohne ein einziges installiertes Paket.

Genau diese Spannung war der Grund, sie überhaupt noch einmal einzustecken.

Was offen bleibt

• Die Karte per VFIO an eine FreeBSD-VM durchreichen und dort GELI auf QAT laufen lassen, also die Original-Nutzung rekonstruieren. Sie ist allein in ihrer IOMMU-Gruppe, technisch steht dem nichts im Weg. Das ist der Versuch, auf den ich am meisten Lust habe.
• SR-IOV aktivieren und sehen, was der Treiber mit 32 Virtual Functions macht. Völlig ungetestet.
• PCIe-Zähler messen, um zu belegen oder zu widerlegen, dass wirklich der Bus limitiert und nicht der Zugangspfad. Der wichtigste offene Messpunkt.
• Die Benchmarks methodisch nachziehen: Warmup, mehrere Läufe, Median und P95, CPU-Pinning.
• Kernel-RSA über die Karte messen. qat-rsa gewinnt per Priorität, aber es gibt keinen AF_ALG-Zugang zu akcipher.
• Temperatur und echte Leistungsaufnahme, beides nur extern messbar.
• Das PLX-EEPROM auslesen, um die Lane-Aufteilung zu belegen statt zu vermuten.

Siehe auch

• FreeBSD: Verschlüsseltes ZFS-Backup auf USB-Platte mit geli
• FreeBSD: Native ZFS Encryption einrichten und nutzen
• FreeBSD: Unverschlüsseltes ZFS-Dataset nachträglich verschlüsseln
• Tiered Storage live: wie ein ZFS special vdev den HDD-Flaschenhals an der Wurzel packt
• TLS-ECDHE mit AES-256-GCM-SHA384 einfach erklärt
• X25519MLKEM768 zerlegt: was in einem Post-Quantum-Handshake wirklich steckt
• Commodore Floppy Disk Preservation: Firmware-Bug im xum1541 gefunden und gefixt
• AI, der Mensch als Flaschenhals und meine Sorgen für die nächsten 15 Jahre

Hast du so eine Karte noch im Einsatz, vielleicht sogar noch produktiv? Dann würde mich das wirklich interessieren, und ihr dürft mich sehr gerne fragen.

Moin. Im letzten Beitrag ging es darum, wie ich meinen OpenPGP-Schlüssel an Domain, GitHub und Matrix gebunden habe, also um die Frage, woher eigentlich irgendwer wissen soll, dass dieser Schlüssel mir gehört. Ganz am Ende stand dort die Ankündigung eines zweiten Teils: wie das Ding überhaupt gebaut ist und wie sicher es wirklich ist. Der Teil ist jetzt hier.

Der Beitrag hat zwei Hälften, und die kannst du unabhängig voneinander lesen. Teil A ist ein Rezept. Wenn du einen Schlüssel nach demselben Muster bauen willst, arbeitest du dich von oben nach unten durch, inklusive der kompletten GnuPG-Konfiguration, alles kopierbar und in der richtigen Reihenfolge. Teil B erklärt, was die einzelnen Bauteile bedeuten, und endet mit einer ehrlichen Einschätzung, wie sicher das alles am Ende ist.

Der eigentliche Grund, warum ich das aufschreibe, ist aber ein anderer. Zwischen „mein Schlüssel ist modern“ und „mein Schlüssel ist richtig konfiguriert“ liegt eine Lücke, und in die bin ich mit Anlauf hineingesprungen. Der Schlüssel ist Lehrbuch: Ed25519, ein Hauptschlüssel, der ausschließlich zertifiziert, drei getrennte Unterschlüssel, fünf Jahre Laufzeit, über sieben Kanäle veröffentlicht, dazu eine eID-Zertifizierung. Und trotzdem wurde er vom ersten Tag an schwächer angesprochen als der Schlüssel, den er ablöst.

Aufgefallen wäre das niemandem, und genau das ist der interessante Teil. Das einzige Symptom war eine Warnzeile auf dem Terminal von jemandem, der mir eine verschlüsselte Mail schreibt. Also auf einem Rechner, den ich nie zu Gesicht bekomme. Und die Ursache war ausgerechnet eine Härtungsmaßnahme, die ich in bester Absicht eingebaut hatte, um einen musealen Algorithmus loszuwerden. Härtung, die etwas leise verschlechtert, finde ich als Geschichte deutlich spannender als noch eine Schlüsselerzeugungsanleitung. Nachbauen kannst du das übrigens in zwei Minuten, das Labor dazu steht weiter unten.

Der Schlüssel, um den es geht

Bestandteil

Wert

Hauptschlüssel

ed25519 0x893DE0CDDE986DEB, Verwendung [C], also nur zertifizieren

Fingerabdruck

45FC D081 ADB5 4872 EA5B 06B9 893D E0CD DE98 6DEB

Signatur-Unterschlüssel

ed25519 0xD788641D8588A674

Verschlüsselungs-Unterschlüssel

cv25519 0x429D03637892821A

Authentisierungs-Unterschlüssel

ed25519 0x22F2E3234664DDBE

UIDs

Sebastian van de Meer, dazu eine Foto-UID mit 10851 Byte

Gültigkeit

erzeugt am 24.07.2026, läuft am 23.07.2031 ab

Vorgänger

ed25519 0x5F279C362EEAB216, gültig bis 31.12.2026, zeichnet den neuen gegen

Fremdzertifizierung

Governikus/eID 0x5E5CCCB4A4BF43D7, Level 3

Umgebung

GnuPG 2.4.4, libgcrypt 1.10.3

Die Aufgabenteilung steht nicht nur in der Doku, die steht maschinenlesbar im Schlüssel selbst. Jede Bindungssignatur trägt ein Feld mit Schlüssel-Flags, und das sieht bei mir so aus:

primary  key flags: 01   certify
[S]      key flags: 02   sign
[E]      key flags: 0C   encrypt communications + encrypt storage
[A]      key flags: 20   authenticate

Teil A: den Schlüssel bauen

Teil A ist der Ablauf, den ich für richtig halte, und bis auf die markierten Stellen genau der, den ich gegangen bin. Dort, wo der Befehl unten besser ist als das, was ich damals getippt habe, steht ein Hinweis dazu.

Voraussetzungen

gpg --version
# gpg (GnuPG) 2.4.4
# libgcrypt 1.10.3

GnuPG 2.4.x ist die Annahme für den ganzen Beitrag. Zwei Dinge gleich vorweg, weil sie sonst später wehtun:

• --quick-generate-key verweigert den Dienst, wenn die UID bereits auf einem anderen Schlüssel im Schlüsselbund existiert. Genau deshalb ist dieser Schlüssel über eine Parameterdatei mit --batch --gen-key entstanden. Das trifft dich zuverlässig genau dann, wenn du einen Schlüssel rotierst, also in dem Moment, in dem der alte noch da ist.
• Nichts hier braucht eine Smartcard, und nichts hier braucht root.

Wenn du bei GPG ganz am Anfang stehst, sind die Grundlagen zum Signieren und Verschlüsseln hier im Blog der bessere Einstieg. Dieser Beitrag setzt voraus, dass du weißt, was ein öffentlicher Schlüssel und ein Unterschlüssel sind.

Erst aufräumen, dann anfangen

Und zwar wirklich vorher, nicht hinterher. Mein ~/.gnupg war in einem Zustand, den ich hier nur ungern zugebe.

chmod 700 ~/.gnupg
find ~/.gnupg -type f -exec chmod 600 {} +

# Erst alle GnuPG-Frontends schließen und die Daemons beenden, sonst löschst du
# unter Umständen echte, aktive Locks:
gpgconf --kill all

# Übriggebliebene Lock-Dateien abgestürzter Läufe. Bei mir waren es 93 Stück.
find ~/.gnupg -name '.#lk*' -delete

# Altlasten, die keine 2.4er Installation mehr braucht
mkdir -p ~/gnupg-attic-$(date +%F)
mv ~/.gnupg/{cert8.db,key3.db,secmod.db} ~/gnupg-attic-$(date +%F)/ 2>/dev/null

Ein ~/.gnupg mit 775 und Dateien mit 664 ist erschreckend verbreitet, und ich will das gar nicht größer machen als es ist: Auf einem Einzelplatzrechner ist das keine Katastrophe. Es wird aber genau in dem Moment eine, in dem das Home-Verzeichnis in ein Backup, in einen Container-Mount oder in einen synchronisierten Ordner wandert. Und das passiert schneller, als man denkt.

Die gpg.conf, komplett

Das ist die tatsächlich laufende Konfiguration, so wie sie bei mir liegt, mit ihren Originalkommentaren. Der Block mit dem Warnhinweis ist die wichtigste Stelle im gesamten Beitrag, warum, steht in Teil B.

# ---- UX / output ----
keyid-format 0xlong
with-fingerprint
with-subkey-fingerprint
utf8-strings

# ---- Key discovery (local first, then WKD/DANE; email-validated keyserver last) ----
auto-key-retrieve
auto-key-locate local,wkd,dane,keyserver
keyserver hkps://keys.openpgp.org

# ---- Strong defaults ----
# cipher-algo / digest-algo are intentionally NOT forced: forcing them would override
# the recipient's stated capabilities. personal-*-preferences below select strong
# algorithms interoperably instead.
cert-digest-algo SHA512

# ---- KDF hardening for passphrase-derived symmetric keys (gpg -c / key export) ----
s2k-mode 3
s2k-digest-algo SHA512
s2k-cipher-algo AES256
s2k-count 65011712

# ---- WARNING. Legacy ciphers: do NOT disable 3DES here ----
# An earlier version of this file carried:
#     disable-cipher-algo 3DES
#     disable-cipher-algo IDEA
#     disable-cipher-algo CAST5
#     disable-cipher-algo BLOWFISH
#     disable-cipher-algo TWOFISH
# The 3DES line alone silently strips ALL algorithm preferences from every key you
# generate while it is active, and it also blocks DECRYPTION of old archives.
# New encryption never selects a legacy cipher anyway, because
# personal-cipher-preferences lists AES only.

# ---- Privacy / minimal metadata ----
no-comments
no-emit-version
export-options export-minimal

# ---- Listing/verification quality-of-life ----
verify-options show-uid-validity
list-options show-uid-validity

# ---- Trust model ----
trust-model tofu+pgp

# ---- Your key ----
default-key 0x45FCD081ADB54872EA5B06B9893DE0CDDE986DEB
# hidden-encrypt-to 0x45FCD081ADB54872EA5B06B9893DE0CDDE986DEB   # optional, off

# ---- Local policy: what *you* prefer when sending ----
personal-cipher-preferences AES256 AES192 AES
personal-digest-preferences SHA512 SHA384 SHA256
weak-digest SHA1
force-ocb

# ---- Preferences baked into keys you create from here on ----
default-preference-list SHA512 SHA384 SHA256 AES256 AES192 AES ZLIB BZIP2 ZIP Uncompressed

Zwei Zeilen darin sind Entscheidungen und keine Selbstverständlichkeiten, deshalb je ein Satz dazu.

• force-ocb ist keine Präferenz, sondern eine Erzwingung. Es sorgt dafür, dass ausgehende Nachrichten die OCB-Variante aus der LibrePGP-Linie benutzen, und setzt sich dabei über das hinweg, was der Empfängerschlüssel ankündigt. Sehr alte oder anders implementierte Empfänger können solche Nachrichten nicht lesen. Das steht in einer gewissen Spannung zu dem Prinzip ein paar Zeilen weiter oben, wo ich cipher-algo bewusst nicht erzwinge. Für mich ist das in Ordnung, in einer Konfiguration zum Abschreiben würde ich die Zeile weglassen.
• auto-key-retrieve holt unbekannte Schlüssel beim Prüfen automatisch nach. Sehr bequem, und es verrät dem Keyserver, welche signierten Nachrichten du wann liest. Für mich ein akzeptabler Tausch, bei einem anderen Bedrohungsmodell schaltest du das besser ab.

Dazu die beiden kleinen Geschwisterdateien. gpg-agent.conf:

enable-ssh-support
default-cache-ttl 180
max-cache-ttl 600
pinentry-program /usr/bin/pinentry-gnome3

Und dirmngr.conf:

honor-http-proxy
disable-ldap

Den Hauptschlüssel erzeugen

Ein Hauptschlüssel, der nur zertifiziert, über eine Parameterdatei. Die Zeile Preferences: war in meinem echten Lauf nicht drin, nimm sie mit. Sie kostet nichts und fängt genau den Fehler ab, um den es in Teil B geht. Das ist keine Vermutung, ich habe es nachgemessen: Mit dieser Zeile bleiben die Präferenzen selbst dann im Schlüssel, wenn die defekte Konfiguration aktiv ist. Die eigentliche Kontrolle bleibt trotzdem der Paket-Dump gleich darunter, denn eine Parameterdatei ersetzt nie die Prüfung des fertigen Artefakts.

cat > keyparams.txt <<'EOF'
Key-Type: eddsa
Key-Curve: Ed25519
Key-Usage: cert
Name-Real: Sebastian van de Meer
Name-Email: kernel-error@kernel-error.com
Expire-Date: 5y
Preferences: AES256 AES192 AES SHA512 SHA384 SHA256 ZLIB BZIP2 ZIP Uncompressed
%ask-passphrase
%commit
EOF

gpg --batch --gen-key keyparams.txt
shred -u keyparams.txt

Und jetzt sofort nachsehen, ob die Präferenzen auch wirklich im Schlüssel gelandet sind. Genau diese Prüfung fehlte bei mir im Juli, und deshalb steht sie hier direkt hinter der Erzeugung und nicht irgendwo weiter unten.

gpg --export kernel-error@kernel-error.com | gpg --list-packets | grep -E 'pref-|features'

Du willst dort pref-sym-algos, pref-hash-algos, pref-zip-algos und ein features mit gesetztem Bit 0x01 sehen. Wenn dort nur eine features-Zeile steht und sonst nichts, dann hör hier auf und lies erst den Abschnitt über den Defekt in Teil B. Dann stimmt etwas mit deiner Konfiguration nicht, und der Schlüssel trägt den Fehler ab sofort dauerhaft mit sich herum.

Zum shred oben noch ein Wort, weil es sonst falsche Sicherheit erzeugt: Es entfernt die sichtbare Arbeitsdatei, mehr nicht. Auf SSDs, auf ZFS, bei Snapshots und auf journalenden Dateisystemen ist damit überhaupt nicht garantiert, dass keine alten Blöcke mehr herumliegen. Solche Zwischendateien sollten deshalb von vornherein nur auf einem verschlüsselten Dateisystem entstehen.

Die drei Unterschlüssel

Interaktives --quick-add-key ist mir in einer nicht-interaktiven Shell mit einem /dev/tty-Fehler um die Ohren geflogen. Mit --batch läuft es durch.

FPR=45FCD081ADB54872EA5B06B9893DE0CDDE986DEB
gpg --batch --quick-add-key $FPR ed25519  sign 5y
gpg --batch --quick-add-key $FPR cv25519  encr 5y
gpg --batch --quick-add-key $FPR ed25519  auth 5y

Die Foto-UID

240×288 Pixel, Graustufen-JPEG, 10851 Byte. Halt das Bild klein, es reist in jedem vollständigen Export mit und ist der mit Abstand größte Posten in der Schlüsselgröße.

gpg --edit-key $FPR
> addphoto
> /pfad/zu/sebastian-photo-uid.jpg
> save

Eine Sache dazu, die man vorher wissen sollte: Keiner der drei Keyserver, die ich benutze, hat die Foto-UID nach dem Upload je wieder herausgerückt. Für jeden Keyserver da draußen lege ich die Hand nicht ins Feuer, für die drei, auf die es ankommt, schon. Das Bild überlebt damit nur auf den Kanälen, die ich selbst hoste. Damit ist die Foto-UID Dekoration und keine Funktion. Das ist ein völlig legitimer Grund, sie trotzdem mitzunehmen, man sollte sich nur nichts vormachen.

Backup und Widerrufszertifikat, bevor irgendetwas veröffentlicht wird

Zwei Dinge müssen existieren, bevor der Schlüssel irgendwo landet: ein Backup des geheimen Schlüssels und ein Widerrufszertifikat. Beides später nachzuholen ist der Klassiker, den man genau einmal bereut.

gpg --export-secret-keys --armor $FPR > secret-key-backup.asc
gpg --output revoke.asc --gen-revoke $FPR

Ein Widerrufszertifikat legt GnuPG bei der Erzeugung ohnehin schon selbst unter ~/.gnupg/openpgp-revocs.d/<FPR>.rev ab. Das Backup dagegen ist erst dann eines, wenn du es einmal zurückgespielt hast. Also rein damit in ein Wegwerf-GNUPGHOME und nachsehen, ob der geheime Hauptschlüssel dort auch wirklich auftaucht und nicht bloß die Datei lesbar war. Danach wandern beide auf Offline-Medien.

RESTORE=$(mktemp -d); chmod 700 "$RESTORE"
gpg --homedir "$RESTORE" --import secret-key-backup.asc
gpg --homedir "$RESTORE" --with-subkey-fingerprint --list-secret-keys $FPR
rm -rf "$RESTORE"

Wichtig, weil es ein sehr verbreitetes Missverständnis ist: Der s2k-*-Block aus der gpg.conf betrifft den passphrasenbasierten Schutz, also etwa gpg -c und den Export. Er sagt nichts darüber aus, wie der geheime Schlüssel in ~/.gnupg auf der Platte geschützt ist. Darum kümmert sich der gpg-agent mit eigenen Parametern, und bereits vorhandenes Schlüsselmaterial wird durch eine geänderte gpg.conf nicht rückwirkend neu verpackt. Wer die beiden verwechselt, glaubt an eine Härtung, die an dieser Stelle gar nicht wirkt. Was tatsächlich in deinem Backup steht, siehst du wie immer am Artefakt selbst, per gpg --list-packets secret-key-backup.asc.

Den Hauptschlüssel aus dem Alltag nehmen

Jetzt kommt der Schritt, der die ganze Aufteilung von oben überhaupt erst einlöst. Der Hauptschlüssel hat im Alltag nichts verloren. Gebraucht wird er nur, wenn ein Unterschlüssel verlängert, ersetzt oder widerrufen wird, wenn eine UID dazukommt oder wenn du einen fremden Schlüssel zertifizierst. Also fliegt sein geheimer Teil vom Arbeitsrechner herunter, und zwar genau jetzt, nachdem Backup und Widerrufszertifikat existieren und nicht vorher.

# nur die Unterschlüssel exportieren, ohne den geheimen Hauptschlüssel
gpg --export-secret-subkeys --armor $FPR > subkeys.asc

# das gesamte geheime Material aus dem Alltags-Keyring werfen
gpg --delete-secret-keys $FPR

# und danach ausschließlich die Unterschlüssel zurückholen
gpg --import subkeys.asc
shred -u subkeys.asc

Kontrolliert wird das an einem einzigen Zeichen:

gpg -K
# sec#  ed25519/0x893DE0CDDE986DEB
# ssb   ed25519/0xD788641D8588A674
# ssb   cv25519/0x429D03637892821A
# ssb   ed25519/0x22F2E3234664DDBE

Das Doppelkreuz hinter sec ist der ganze Punkt. Es bedeutet: GnuPG kennt den Hauptschlüssel, hat sein geheimes Gegenstück aber nicht mehr. Signieren, Entschlüsseln und Authentisieren laufen unverändert weiter, dafür sind die Unterschlüssel zuständig. Was nicht mehr geht, ist alles, was die Identität selbst betrifft, also neue Unterschlüssel anlegen, Laufzeiten verlängern, UIDs ergänzen und fremde Schlüssel zertifizieren.

Der geheime Hauptschlüssel liegt ab hier zusammen mit dem Widerrufszertifikat auf verschlüsseltem Wechselmedium. Wenn ich ihn brauche, kommt er ausdrücklich nicht zurück nach ~/.gnupg, sondern in ein temporäres GNUPGHOME, das hinterher wieder verschwindet.

Ein Detail dabei ist wichtig genug für einen eigenen Absatz, weil es sonst still danebengeht: Das Offline-Backup ist ein Schnappschuss. Es entstand oben, bevor der alte Schlüssel gegengezeichnet hat und bevor die Governikus-Zertifizierung da war. Diese Fremdsignaturen hängen am öffentlichen Teil, der im Alltags-Keyring liegt, nicht im Backup. Wer nur das Backup einspielt und dort arbeitet, exportiert hinterher einen Schlüssel, dem genau diese Signaturen fehlen. Also immer beides einspielen:

# aktuellen öffentlichen Stand samt Fremdsignaturen aus dem Alltags-Keyring mitnehmen
gpg --armor --export-options no-export-minimal --export $FPR > /tmp/pub-aktuell.asc

export GNUPGHOME=$(mktemp -d); chmod 700 "$GNUPGHOME"
trap 'rm -rf "$GNUPGHOME"' EXIT HUP INT TERM   # auch bei Abbruch aufräumen
gpg --import /media/offline/secret-key-backup.asc
gpg --import /tmp/pub-aktuell.asc

# hier die Arbeit am Schlüssel, etwa eine Laufzeit verlängern

gpg --armor --export-options no-export-minimal --export $FPR > /tmp/pub-neu.asc
rm -rf "$GNUPGHOME"; unset GNUPGHOME

Danach importierst du die aktualisierte öffentliche Hälfte in den Alltags-Keyring und rollst sie über alle Veröffentlichungskanäle aus. Das ist unbequem. Es soll unbequem sein, denn genau diese Unbequemlichkeit ist der Grund, warum der Hauptschlüssel selten angefasst wird und deshalb schwer zu verlieren ist.

Den alten Schlüssel den neuen gegenzeichnen lassen

Ein weicher Übergang statt einer harten Kante: Der alte Schlüssel bleibt bis zu seinem Ablauf gültig und zertifiziert den neuen. Wer dem alten Schlüssel schon vertraut, bekommt damit einen kryptografischen Pfad zum neuen, ohne mich irgendwo anrufen zu müssen.

gpg --default-key 0x5F279C362EEAB216 --sign-key $FPR

Die externe Zertifizierung über Governikus

Das ist ein eigenes Thema, deshalb hier nur zusammengefasst: Governikus ist nach meinem Stand vom August 2026 der einzige mir bekannte noch aktive Dienst in Deutschland, der OpenPGP-Schlüssel über die Online-Ausweisfunktion zertifiziert. Du schickst deinen öffentlichen Schlüssel hin, weist dich mit dem Personalausweis aus und bekommst eine Zertifizierung mit Level 3 zurück. Die Volksverschlüsselung fällt als Alternative aus, die macht ausschließlich S/MIME nach X.509, erzeugt die Schlüssel selbst und wird ohnehin eingestellt.

Strukturell wichtig für den Rest des Beitrags ist nur ein Punkt: Diese Zertifizierung ist eine Fremdsignatur. Und die Hälfte meiner Veröffentlichungskanäle wirft Fremdsignaturen weg. Warum, steht gleich.

Vier Exporte für vier Aufgaben

Das ist der Teil, den fast alle Anleitungen überspringen, und ausgerechnet hier fallen die echten Entscheidungen. Vier verschiedene Exporte desselben Schlüssels für vier verschiedene Jobs, mit den gemessenen Größen der Artefakte, die tatsächlich ausgeliefert werden:

Artefakt

Befehl

Größe

Inhalt

minimal, ASCII

gpg --armor --export $FPR

16772 B

1 UID plus Foto, 3 Unterschlüssel, 5 Signaturen

vollständig, ASCII

gpg --armor --export-options no-export-minimal --export $FPR

17833 B

zusätzlich 3 Fremdsignaturen, also 8 Signaturen

WKD, binär

gpg --no-armor --export-options no-export-minimal --export $FPR

13108 B

wie vollständig, nur binär

DANE, binär minimal

siehe unten

1298 B

1 UID, kein Foto, 4 Signaturen

Alle vier Befehle habe ich gegen die live ausgelieferten Dateien geprüft, sie reproduzieren die Artefakte byteidentisch, sha256 stimmt jeweils überein. Du kannst sie also so übernehmen.

Und jetzt die fiese Falle. In meiner gpg.conf steht global export-options export-minimal. Export-Optionen summieren sich, sie ersetzen einander nicht. --export-options export-clean hebt export-minimal also nicht auf. Du bekommst weiterhin einen minimalen Export, still und ohne Warnung, mit weggeworfenen Fremdsignaturen. Nur die ausdrückliche Verneinung funktioniert:

gpg --export-options export-clean      --export $FPR | gpg --list-packets | grep -c '^:signature packet:'   # 5, immer noch minimal
gpg --export-options no-export-minimal --export $FPR | gpg --list-packets | grep -c '^:signature packet:'   # 8, korrekt

Das ist genau die Sorte Fehler, bei der du fest davon überzeugt bist, einen Schlüssel mit allen Signaturen veröffentlicht zu haben, während in Wahrheit die eID-Zertifizierung nie das Haus verlassen hat.

Die zweite Stolperfalle beim Export: export-minimal wirft zwar Fremdsignaturen weg, behält aber die Foto-UID. Für den DANE-Record muss auch das Bild raus, sonst wächst der Record von rund einem Kilobyte auf gute zwölf. Dieser Befehl hat den ausgelieferten Record mit 1298 Byte erzeugt:

gpg --no-armor --export-options export-minimal --export-filter keep-uid='mbox = kernel-error@kernel-error.com' --export $FPR > openpgpkey.bin

Zwei Anmerkungen noch zu den Formaten, weil sich in der 2.4er Reihe etwas geändert hat:

• --print-dane-records gibt es nicht mehr. Der Nachfolger heißt --export-options export-dane.
• Verwechsle die beiden Ausgaben aber nicht. export-dane liefert einen fertigen DNS-Präsentationsblock, also $ORIGIN, Kommentarzeilen und generische TYPE61-Rdata, bei mir 25642 Byte. Das ist kein binäres Schlüsselmaterial. Zum Lesen ist es praktisch, der ausgelieferte Record entstand aber aus dem binären Export oben plus base64 -w0 openpgpkey.bin. Beide Wege sind gültige Zonefile-Syntax, RFC 7929 definiert die base64-Präsentationsform und RFC 3597 die generische TYPE61-Form, BIND frisst beides. Der Einzeiler passte einfach besser in meine bestehende Zone.

Wo der Schlüssel liegt, und warum genau dort

Sieben Kanäle, und jeder existiert aus einem anderen Grund. Das „warum“ ist dabei die interessantere Hälfte:

Kanal

Format

Warum dieser Kanal

keys.openpgp.org

voll hochgeladen, Server wirft Signaturen und Foto weg

der einzige Keyserver, der die Mailadresse validiert, und der, den moderne Clients abfragen

keyserver.ubuntu.com

voll

klassischer SKS-Nachfolger, behält Fremdsignaturen

pgpkeys.eu

voll

zweiter Klassiker, Redundanz

DANE / OPENPGPKEY

minimal binär, 1298 B

Vertrauen hängt an DNSSEC statt an einem Signaturgraphen, muss klein bleiben, es ist ein DNS-Record

WKD advanced

kein eigener Export, CNAME auf wkd.keys.openpgp.org

spiegelt keys.openpgp.org automatisch, lässt sich hier nicht selbst hosten

WKD direct (Apex)

voll binär, 13108 B

selbst gehostet, deshalb die einzige Stelle mit Foto und Fremdsignaturen

security.txt und Direktdownload

voll ASCII, 17833 B

auffindbar für Menschen und für Scanner

Zwei abgeleitete Namen tauchen dabei auf, und die werden regelmäßig falsch gebildet. Beide habe ich unabhängig nachgerechnet, sie stimmen mit dem überein, was ausgeliefert wird:

# WKD: z-base32 des SHA-1 vom lokalen Teil, ASCII-Großbuchstaben vorher klein gemacht
#   sha1("kernel-error") -> z-base32 -> 3gyjbxx9xfdggpkmx5qdd793xy431w5u
gpg --with-wkd-hash -k kernel-error@kernel-error.com

# DANE (RFC 7929): SHA-256 des kanonisierten UTF-8-Lokalteils, auf 28 Oktette gekürzt,
# hex-kodiert, dann ._openpgpkey.<domain>
#   70e1c7d87e825b3aba45e2a478025ea0d91d298038436abde5a4c2d0._openpgpkey.kernel-error.com

Zwei Präzisierungen, damit hier keine Regel steht, die breiter ist als die Spezifikationen: WKD bildet ASCII-Großbuchstaben auf Kleinbuchstaben ab, das ist kein allgemeines Unicode-Lowercasing. Und DANE übernimmt diese Abbildung nicht einfach, RFC 7929 hat seine eigene Kanonisierung des lokalen Teils. Bei mir fallen beide zusammen, weil kernel-error schon reines Kleinbuchstaben-ASCII ist. Genau deshalb ist mir der Unterschied nie begegnet. Wer einen Lokalteil mit Großbuchstaben oder Nicht-ASCII hat, darf die beiden auf keinen Fall gleichsetzen.

Und weil ich schon dabei bin, mich zu blamieren: Bei einem früheren Review habe ich DANE als „fehlt“ markiert, weil ich den z-base32-Namen aus WKD gegen das DNS geprüft habe. Also den falschen Namen. DANE lief die ganze Zeit. Wenn du deinen eigenen Aufbau prüfst, prüfe bitte den Namen, den die jeweilige Spezifikation vorschreibt, und nicht den, den du gerade im Kopf hast. Wie man einen OPENPGPKEY-Record überhaupt in die Zone bekommt und wie man die Zone dafür mit BIND signiert, steht hier im Blog.

Eine Konsequenz aus der Tabelle überrascht die Leute regelmäßig, deshalb schreibe ich sie deutlich hin:

Die Governikus-Zertifizierung ist nur auf den klassischen Keyservern und auf den selbst gehosteten Kopien sichtbar. keys.openpgp.org wirft sie weg, und gpg bevorzugt die WKD-advanced-Methode, die wiederum auf keys.openpgp.org zeigt. Der Kanal, den die meisten Clients benutzen, ist also ausgerechnet der mit den wenigsten Signaturen.

Prüfen wie ein Fremder

Der letzte Schritt in Teil A, und der wichtigste: Hol dir deinen eigenen Schlüssel so, wie es jemand tut, der dich nicht kennt. Einmal pro Suchpfad, jedes Mal in einem frischen Schlüsselbund.

# den Schlüssel holen wie ein Fremder, einmal pro Lookup-Pfad
for m in dane wkd keyserver; do
  GNUPGHOME=$(mktemp -d) gpg --auto-key-locate clear,$m --locate-external-keys kernel-error@kernel-error.com
done

# welche Präferenzen bewirbt der Schlüssel tatsächlich?
gpg --export $FPR | gpg --list-packets | grep -E 'pref-|features'

# welchen Cipher wählt ein Absender wirklich?
gpg --status-fd 1 -d message.gpg | grep DECRYPTION_INFO

Damit endet das Rezept. Ab hier geht es darum, was die Teile bedeuten, und um die Frage, wie sicher der Aufbau am Ende wirklich ist.

Teil B: was das alles bedeutet

Wenn du bis hierher gekommen bist, hast du ein funktionierendes Rezept. Was du noch nicht hast, ist ein Gefühl dafür, warum die Teile so und nicht anders geschnitten sind, und wo der Aufbau trotz allem nachgibt. Genau darum geht es jetzt, und zwar in dieser Reihenfolge: erst die Struktur, dann die Zahlen, dann der Fehler und am Ende die Rechnung ohne Schönfärberei.

Warum ein Hauptschlüssel, der nur zertifiziert

Der Hauptschlüssel hat genau eine Aufgabe: zu sagen, wer zu diesem Schlüssel gehört. Er signiert die UIDs und er signiert die Unterschlüssel. Er signiert nie eine Mail und entschlüsselt nie irgendetwas. Alles Operative ist delegiert:

[C] certify   Identitätsanker. Wird selten benutzt. Eine Kompromittierung ist
              nicht reparierbar, ein Verlust nur über das Offline-Backup.
[S] sign      Signieren im Alltag
[E] encrypt   Entschlüsseln im Alltag
[A] auth      Authentisierung, etwa als SSH-Schlüssel

Der Gewinn: Ein kompromittierter oder ausgedienter Unterschlüssel lässt sich widerrufen und ersetzen, ohne die Identität anzufassen, ohne die gesammelten Fremdsignaturen zu verlieren und ohne den Fingerabdruck zu ändern, der an sieben Stellen veröffentlicht ist. Dass [S] und [E] getrennt sind, hat noch einen zweiten Grund: Sie haben unterschiedliche Lebenszyklen. Einen alten Signaturschlüssel zu vernichten ist harmlos. Einen alten Verschlüsselungsschlüssel zu vernichten heißt, dass du an dein Archiv nicht mehr herankommst.

Das Ganze zahlt sich allerdings nur aus, wenn du auch die Konsequenz ziehst: Der volle Nutzen dieser Aufteilung stellt sich erst ein, wenn der Hauptschlüssel offline liegt. Genau deshalb liegt er hier offline, auf verschlüsseltem Wechselmedium und zusammen mit dem Widerrufszertifikat. Er kommt nur heraus, wenn ein Unterschlüssel verlängert, ersetzt oder widerrufen werden muss, und dann in ein temporäres GNUPGHOME und nicht zurück in den Alltags-Keyring. Auf der Arbeitsmaschine liegen ausschließlich die drei Unterschlüssel. Ein Hauptschlüssel, der nur zertifiziert, aber trotzdem neben dem Mailclient herumliegt, ist am Ende nur Kosmetik.

Der [A]-Unterschlüssel existiert übrigens, ist aber bewusst nicht im gpg-agent für SSH verdrahtet, sshcontrol ist leer. Ich habe ihn erzeugt, um mir die Option offenzuhalten. Mehr ist es im Moment nicht.

Ed25519 und X25519, was die Zahlen bedeuten

• Ed25519 zum Signieren und X25519, in GnuPG als cv25519 bezeichnet, zum Verschlüsseln liegen beide bei rund 128 Bit klassischem Sicherheitsniveau. Das ist vergleichbar mit RSA-3072 und deutlich oberhalb von RSA-2048.
• Sie sind dramatisch kleiner und schneller. Deshalb passt der komplette Schlüssel mit drei Unterschlüsseln, Foto und drei Fremdsignaturen immer noch in 13 KB.
• Curve25519 ist fehlbedienungsresistent entworfen: keine Parameter, die man falsch wählen kann, keine Invalid-Curve-Fallen, deterministische Nonces bei Ed25519. Ein großer Teil der historischen Signatur-Unfälle in der Praxis kam aus genau den Ecken, die diese Kurve wegräumt.

Ein Punkt dazu, den du im Kopf behalten solltest, weil er gleich noch wichtig wird: 128 Bit klassische Sicherheit sind die Obergrenze dieses Schlüssels. Merk dir die Zahl. Sie ist der Grund, warum die AES-Geschichte weiter unten weniger dramatisch ist, als sie zunächst klingt.

Algorithmen-Präferenzen: was sie sind und wer sie liest

Dieses Konzept muss sitzen, sonst funktioniert die Geschichte danach nicht. Vorweg ein Satz, den viele nie gehört haben: Eine OpenPGP-Nachricht ist immer hybrid. Der asymmetrische Teil, also dein Ed25519- und X25519-Material, verpackt ausschließlich einen zufällig erzeugten symmetrischen Sitzungsschlüssel. Die eigentlichen Nutzdaten verschlüsselt ein symmetrisches Verfahren, in der Regel AES. Der Fehler, um den es gleich geht, saß in dieser symmetrischen Hälfte.

Ein OpenPGP-Schlüssel trägt nämlich nicht nur öffentliche Schlüssel spazieren. Die Selbstsignatur jeder UID enthält Subpakete, die ankündigen, was der Besitzer verarbeiten kann:

hashed subpkt 11 (pref-sym-algos:  9 8 7)      AES256, AES192, AES128
hashed subpkt 21 (pref-hash-algos: 10 9 8)     SHA512, SHA384, SHA256
hashed subpkt 22 (pref-zip-algos:  2 3 1 0)    ZLIB, BZIP2, ZIP, unkomprimiert
hashed subpkt 34 (pref-aead-algos: 2)          OCB, fehlt auf diesem Schlüssel
hashed subpkt 30 (features: 05)                Feature-Bits, siehe unten
hashed subpkt 23 (keyserver preferences: 80)   "no-modify"

Das features-Oktett ist die Stelle, an der ich mich in meinen eigenen Notizen vertan hatte, deshalb hier die Dekodierung. In der Linie, die GnuPG 2.4 implementiert, bedeuten die Bits des ersten Oktetts:

0x01  SEIPD-v1 mit Modification Detection Code (MDC)
0x02  AEAD
0x04  Unterstützung für das v5-Schlüssel- und Fingerabdruckformat

features 05 ist also 0x01 + 0x04, das heißt MDC und kein AEAD. features 07 wäre 0x01 + 0x02 + 0x04, und genau das bekommt ein Schlüssel, den GnuPG 2.4 mit Standardeinstellungen erzeugt. Der kaputte Zustand war features 04, also 0x04 ganz allein: weder MDC noch AEAD angekündigt.

Eine Versionsfußnote gehört dazu: Diese Bitbelegung und das Subpaket 34 stammen aus der LibrePGP-Linie, die GnuPG 2.4 umsetzt. RFC 9580 hat beides geändert, dort sind die AEAD-Präferenzen in Subpaket 39 umgezogen und das Feature-Modell wurde umgebaut. Diese Spaltung kommt weiter unten noch einmal zurück.

Wenn dir jemand etwas verschlüsselt, liest dessen GnuPG deine Präferenzliste und wählt daraus das stärkste Verfahren, das beide können. Das ist der ganze Mechanismus. Daraus folgen zwei Dinge, die den meisten Leuten gegen den Strich gehen:

• Deine eigenen personal-cipher-preferences schützen dich nicht. Die bestimmen, was du verschickst. Was Leute dir schicken, bestimmt allein das, was dein veröffentlichter Schlüssel ankündigt.
• Die Präferenzen stehen in einer Signatur. Sie zu ändern heißt, die Selbstsignatur neu auszustellen. Und damit ist jede veröffentlichte Kopie deines Schlüssels veraltet, bis du sie erneuerst. Bei mir sind das sieben Kanäle und eine Änderung an der DNS-Zone.

Und wenn ein Schlüssel gar nichts ankündigt? Dann greift der Rückfall. RFC 4880 schreibt dafür 3DES vor, den verpflichtend zu implementierenden Algorithmus. Moderne GnuPG-Versionen landen dort allerdings nicht mehr: Seit der 2.3er Reihe verschlüsselt gpg grundsätzlich nicht mehr mit 64-Bit-Blockchiffren, dafür müsstest du ausdrücklich --allow-old-cipher-algos setzen. Der Rückfall endet deshalb bei AES-128. Nicht kaputt, aber eben auch nicht das, was der Schlüssel bekommen sollte.

Der Defekt, gemessen

Ein x-beliebiger Absender, der meinem brandneuen Schlüssel etwas verschlüsselt, sah das hier:

gpg: WARNING: cipher algorithm AES not found in recipient preferences
gpg: AES.CFB encrypted data
[GNUPG:] DECRYPTION_INFO 2 7 0        # 7 = AES128

Derselbe Absender, wenn er dem Schlüssel von 2023 schreibt, den der neue gerade ablöst:

[GNUPG:] DECRYPTION_INFO 2 9 0        # 9 = AES256

Der neue Schlüssel hatte überhaupt keine pref-sym-algos, keine pref-hash-algos und keine pref-zip-algos, dazu features 04 statt 05. Er wurde also schwächer angesprochen als sein Vorgänger, lautlos, und der einzige Hinweis darauf erschien auf einem Terminal, das jemand anderem gehört.

Die Ursache, und eine Korrektur an mir selbst

In meinen Arbeitsnotizen stand als Ursache: „mit einer --batch --gen-key-Parameterdatei ohne Preferences:-Zeile gebaut“. Das ist falsch. Eine Parameterdatei ohne diese Zeile erzeugt völlig ordentliche Präferenzen aus den eingebauten Defaults von GnuPG. Nachgeprüft, es kommt das hier heraus:

pref-sym-algos: 9 8 7 2 · pref-aead-algos: 2 · pref-hash-algos: 10 9 8 11 2 · features: 07

Die echte Ursache saß in der gpg.conf. Ich habe die Juli-Konfiguration in einem Wegwerf-Schlüsselbund nachgestellt, der Defekt war sofort wieder da. Danach habe ich die Datei halbiert, bis eine einzige Zeile übrig blieb:

Konfiguration im Test

Ergebnis

Juli-gpg.conf, unverändert

features: 04, gar keine pref-*

ohne disable-cipher-algo 3DES

pref-sym-algos: 9 8 7 2, features: 07

ohne alle disable-cipher-algo-Zeilen

pref-sym-algos: 9 8 7 2, features: 07

ohne cipher-algo AES256

weiterhin kaputt, features: 04

nur disable-cipher-algo 3DES vorhanden

kaputt, features: 04

disable-cipher-algo 3DES plus explizite Preferences:-Zeile

sauber, pref-sym-algos: 9 8 7, features: 05

disable-cipher-algo 3DES ist also notwendig und hinreichend, um den Defekt auszulösen. Eine Zeile, mehr nicht.

Der Mechanismus dahinter ist die eigentliche Pointe des ganzen Beitrags. 3DES ist in OpenPGP der verpflichtend zu implementierende Algorithmus, und in der Standardliste steht er auch sichtbar drin: pref-sym-algos: 9 8 7 2 endet auf der 2, und die 2 ist 3DES. Nimmst du GnuPG diesen einen Algorithmus lokal weg, verschwindet nicht nur er aus der Liste, sondern die Liste als Ganzes.

Beim Warum bleibe ich vorsichtig. Dass GnuPG intern keine gültige Liste mehr konstruieren kann und deshalb gar keine schreibt, ist die naheliegende Erklärung, beweisen lässt sie sich von der Kommandozeile aus nicht. Belegt ist der Auslöser, nicht der Code-Pfad dahinter. Der Effekt selbst ist dagegen eindeutig: Die Härtungszeile hat nicht einen schwachen Algorithmus aus der Liste entfernt, sie hat die komplette Liste entfernt. Und damit dafür gesorgt, dass Absender zurückfallen, und zwar auf etwas Schwächeres als das, was ich gerade weghärten wollte.

Das Labor zum Selbernachbauen

Zwei Minuten, kein echter Schlüssel wird angefasst, alles passiert in Wegwerf-Verzeichnissen unter /tmp. Wenn du mir nicht glaubst, ist das hier der schnellste Weg, es selbst zu sehen:

SP=$(mktemp -d)
mk() {  # $1 = Name, $2 = bad|good
  export GNUPGHOME="$SP/$1"; mkdir -p "$GNUPGHOME"; chmod 700 "$GNUPGHOME"
  [ "$2" = bad ] && echo "disable-cipher-algo 3DES" > "$GNUPGHOME/gpg.conf"
  cat > "$SP/p.txt" <<EOF
Key-Type: eddsa
Key-Curve: Ed25519
Key-Usage: sign
Subkey-Type: ecdh
Subkey-Curve: cv25519
Subkey-Usage: encrypt
Name-Real: Demo $1
Name-Email: $1@example.invalid
Expire-Date: 1y
%no-protection
%commit
EOF
  gpg --batch --gen-key "$SP/p.txt" 2>/dev/null
  gpg --export -a "$1@example.invalid" > "$SP/$1.asc"
}
mk nopref bad
mk withpref good

export GNUPGHOME="$SP/sender"; mkdir -p "$GNUPGHOME"; chmod 700 "$GNUPGHOME"
echo "auto-key-locate local" > "$GNUPGHOME/gpg.conf"
gpg -q --import "$SP"/*.asc
echo hi > "$SP/m.txt"
for r in nopref withpref; do
  gpg --trust-model always --yes -e -r "$r@example.invalid" -o "$SP/$r.gpg" "$SP/m.txt"
  printf '%-9s ' "$r:"
  GNUPGHOME="$SP/$r" gpg -q -d "$SP/$r.gpg" 2>&1 | grep -i 'encrypted data'
done

Bei mir kommt das hier heraus, und die eine Zeile Unterschied ist der ganze Defekt:

nopref:   gpg: WARNING: cipher algorithm AES not found in recipient preferences
          gpg: AES.CFB encrypted data
withpref: gpg: AES256.OCB encrypted data

Die Reparatur

Der Fix selbst ist unspektakulär, ein einziger Befehl im Editiermodus. Weil setpref die Selbstsignatur neu ausstellt, braucht er den Hauptschlüssel. Das Ganze läuft also einmal im temporären GNUPGHOME von weiter oben, mit dem Offline-Schlüssel und dem aktuellen öffentlichen Stand:

gpg --edit-key $FPR
> setpref AES256 AES192 AES SHA512 SHA384 SHA256 ZLIB BZIP2 ZIP Uncompressed
> y
> save

Danach steht da pref-sym 9 8 7, pref-hash 10 9 8, pref-zip 2 3 1 0 und features 05. Der Fingerabdruck bleibt unverändert, und die Governikus-Zertifizierung, die Gegensignatur des alten Schlüssels, die Foto-UID und sämtliche Ablaufdaten überleben. Das schreibe ich so ausdrücklich hin, weil viele Leute Angst vor setpref haben und glauben, es beschädige den Schlüssel. Tut es nicht. Was es tut: Es stellt die Selbstsignatur neu aus. Und damit müssen anschließend alle sieben Veröffentlichungskanäle aufgefrischt werden.

Zur Sicherheit gleich hinterher: default-preference-list in der gpg.conf festgenagelt, und die disable-cipher-algo-Zeilen sind endgültig raus.

Wie schlimm war es wirklich?

Hier will ich ehrlich sein statt dramatisch, sonst wird das hier auch nur wieder eine von diesen „ich habe einen Bug gefunden“-Geschichten.

AES-128 statt AES-256 ist real, aber überschaubar. AES-128 ist nicht gebrochen, es gibt keinen praktischen Angriff darauf. Und erinnere dich an die Zahl von weiter oben: Der asymmetrische Teil dieses Schlüssels liefert ohnehin rund 128 Bit klassische Sicherheit. Gemessen an der reinen Schlüsselsuche war AES-128 also nicht das schwächste Glied in der Kette, es hat lediglich mit dem Rest gleichgezogen. Über Implementierungsfehler, Seitenkanäle oder Protokollschwächen sagt dieser Vergleich nichts. Die faire Einordnung lautet: Das war ein Hygiene- und Signalisierungsfehler, keine ausnutzbare Schwachstelle. Bemerkenswert ist er, weil er lautlos war, automatisch passierte und von einer Härtungsmaßnahme verursacht wurde.

Das fehlende MDC-Bit sah schlimmer aus, als es war. features 04 heißt, dass das Bit 0x01 fehlte, mit dem ein Schlüssel Modification Detection ankündigt. Auf dem Papier lädt das einen Absender dazu ein, auf ein Paket ohne Integritätsschutz zurückzufallen, und das ist die Ecke, aus der EFAIL kam. Gemessen kam aber das hier heraus:

[GNUPG:] DECRYPTION_INFO 2 7 0
[GNUPG:] GOODMDC

Ein Absender mit GnuPG 2.4.x in Standardkonfiguration hat trotz des fehlenden Bits ein integritätsgeschütztes SEIPD-v1-Paket erzeugt und GOODMDC gemeldet. MDC ist dort schlicht immer an. Herauskommen aus dem Integritätsschutz muss man in dieser Version aktiv wollen, etwa über --rfc2440, das ausdrücklich den alten Modus ohne MDC erzeugt. Die tatsächliche Integritätslücke gegenüber einem 2.4.x-Absender mit Standardeinstellungen war damit null.

Diese Aussage gilt exakt so weit wie die Messung und keinen Meter weiter. Über andere Implementierungen oder ältere GnuPG-Versionen sagt sie nichts, und genau dort könnte ein fehlendes MDC-Signal im Prinzip sehr wohl noch eine Rolle spielen. „Kein aktueller Absender ist betroffen“ wäre schlicht gelogen, und irgendwer würde es nachprüfen.

Was wirklich Alarm verdient, ist keines von beiden für sich, sondern die Art des Versagens. Ein Schlüssel kann strukturell perfekt sein und trotzdem still auf den nackten Rückfallwert heruntergehandelt werden, ohne dass irgendwer etwas davon mitbekommt. Die einzige Diagnose erscheint auf einer Maschine, die dir nicht gehört. Weder gpg --list-keys noch --check-sigs noch irgendeine Keyserver-Seite zeigt dir das. Du musst dir Signatur-Subpakete ansehen, und das macht praktisch niemand.

Ein Punkt bleibt offen: AEAD

Der reparierte Schlüssel steht bei features 05 und hat keine pref-aead-algos. Gemessen bedeutet das:

AES256.CFB encrypted data      # reparierter Schlüssel, features 05
AES256.OCB encrypted data      # frisch erzeugter Schlüssel, features 07 plus pref-aead-algos: 2

setpref hat das MDC-Bit zurückgeholt, aber nie eine AEAD-Ankündigung ergänzt, weil der Schlüssel aus dem kaputten Zustand heraus repariert und nicht neu erzeugt wurde. Nachrüsten ginge, setpref … OCB liefert pref-aead-algos: 2 und features 07, auch das habe ich geprüft.

Ich lasse es trotzdem so. AES256-CFB mit MDC ist solide. Vor allem aber ist AEAD genau die Stelle, an der OpenPGP derzeit auseinanderläuft: Das AEAD von GnuPG 2.4 folgt der LibrePGP-Linie, RFC 9580 spezifiziert eine andere Konstruktion namens SEIPD v2. AEAD auf einem breit veröffentlichten Schlüssel anzukündigen bringt heute eine marginale Verbesserung und ein echtes Interoperabilitätsrisiko. Wer sich für die andere Baustelle im selben Themenfeld interessiert: Was in einem modernen Handshake steckt, habe ich am Beispiel X25519MLKEM768 auseinandergenommen. Dasselbe Argument gilt übrigens für force-ocb in meiner lokalen Konfiguration, das betrifft nur, was ich selbst verschicke, und ist eine bewusst etwas vorwärtsgewandte Entscheidung.

Ehrliche Gesamteinschätzung

• Die Kryptografie ist in Ordnung. Ed25519, X25519, SHA-512 und AES-256 sind eine moderne, unaufgeregte Auswahl ohne bekannte praktische Schwächen, bei rund 128 Bit klassischer Sicherheit.
• Die Struktur ist besser als der Durchschnitt. Hauptschlüssel nur zum Zertifizieren, getrennte Unterschlüssel, begrenzte Laufzeit von fünf Jahren, vorab erzeugtes Widerrufszertifikat und ein Backup, das nachweislich wiederherstellbar ist.
• Das schwächste Glied ist kein Algorithmus. Es ist die Tatsache, dass die drei Alltags-Unterschlüssel auf einer dauerhaft laufenden Arbeitsmaschine liegen. Wer diese Maschine und die Passphrase bekommt, erzeugt bis zum Widerruf vollgültige Signaturen in meinem Namen und liest mein Archiv mit. Nach außen ist er also erst einmal ich. Was er nicht bekommt, ist der Identitätsanker: keine neue UID zertifizieren, keinen neuen Unterschlüssel binden, und der Fingerabdruck bleibt meiner. Ein kompromittierter Unterschlüssel fliegt raus und wird ersetzt, die Identität überlebt. Eine Smartcard würde den Rest weiter verkleinern, weil sich Schlüsselmaterial von der Karte nicht kopieren lässt. Sie löst es nicht: Steckt die Karte und ist sie entsperrt, wird eben auf der Karte signiert. Auf der Liste steht sie trotzdem.
• Das Vertrauen in die Bindung ist geschichtet, nicht absolut. DNSSEC-signiertes DANE und selbst gehostetes WKD sind stark. Die Governikus-Zertifizierung ist die einzige echte Namens-Bindung. Das klassische Web of Trust trägt praktisch nichts mehr bei, die persönlichen Signaturen auf dieser Identität hängen an einem Schlüssel von 2011.
• Post-Quantum: bewusst nicht adressiert. GnuPG 2.4.4 kann kein PQC, und die PQC-Arbeit in OpenPGP steckt noch im Entwurfsstadium mit praktisch keiner Interoperabilität. Curve25519 bietet gegen einen kryptografisch relevanten Quantencomputer keinerlei Widerstand, „heute sammeln, später entschlüsseln“ trifft also auf alles zu, was heute an diesen Schlüssel verschlüsselt wird. Ein hybrider Unterschlüssel lässt sich später ergänzen, ohne den Schlüssel neu zu bauen. Das ist eine der Auszahlungen des Unterschlüssel-Aufbaus von oben.

Was man daraus mitnimmt

Vier Punkte, und die gelten weit über OpenPGP hinaus:

• Härtung kann schwächen. Einen verpflichtenden Basisalgorithmus zu entfernen hat die Verhandlung nicht verengt, sondern zerstört. Bevor du etwas abschaltest, das eine Spezifikation vorschreibt, sieh nach, was die Maschinerie drumherum macht, wenn es fehlt.
• Prüfe das Artefakt, nicht den Befehl. gpg --batch --gen-key ist mit Rückgabewert 0 durchgelaufen und hat einen wunderschön aussehenden Schlüssel erzeugt. Sichtbar war der Defekt ausschließlich in --list-packets.
• Konfiguration und Schlüssel sind nicht unabhängig. Der Schlüssel hat einen Defekt dauerhaft von der Konfiguration geerbt, die in den fünfzehn Sekunden aktiv war, in denen er entstand.
• Manche Defekte sieht man nur von außen. Das Symptom erschien auf dem Terminal des Absenders. Teste deinen eigenen Schlüssel so, wie ein Fremder ihn benutzt. Genau dafür ist die Schleife mit mktemp -d und --locate-external-keys weiter oben da.

Und die Kurzfassung für alle, die nur bis hierher gescrollt haben: Ein moderner Schlüssel ist nicht automatisch ein korrekt konfigurierter Schlüssel. Der Unterschied steckt in Signatur-Subpaketen, die dir kein einziges Standardwerkzeug von sich aus zeigt.

Siehe auch

• Keyoxide: den OpenPGP-Schlüssel an Online-Identitäten binden, vier grüne Haken und ein rotes Kreuz
• Der sichere GPG-Schlüssel
• OPENPGPKEY: GPG-Schlüssel direkt im DNS veröffentlichen
• DNSSEC einrichten: Zonen signieren mit BIND
• DNSSEC und DANE: TLS-Zertifikate mit TLSA-Records absichern
• Volksverschlüsselung wird eingestellt
• X25519MLKEM768 zerlegt: was in einem Post-Quantum-Handshake wirklich steckt
• GPG: E-Mails signieren und verschlüsseln mit GnuPG

Wenn du deinen eigenen Schlüssel gerade nachgeprüft hast und dort etwas anderes steht als erwartet, oder wenn ich mich irgendwo irre, dann dürft ihr mich sehr gerne fragen.