Бабенко Л.К. Организация и технология защиты информации: Введение в специальность

Подождите немного. Документ загружается.

чающее ИЛИ» (сложение по модулю два) к двоичным цифрам исходного текста

и ключа. Как было установлено значительно позднее (доказал К.Шеннон),

стойкость шифра Г.С.

Вернама очень высока, если длина ключа не меньше

длины сообщения (практически нераскрываемый шифр). Казалось бы про-

блема решена, но здесь имеются трудности с ключами (их качество, хране-

ние, уничтожение, транспортировка). На каждом этапе существует угроза их

безопасности. Поэтому этот метод используют в исключительных случаях.

1.3. Шифры перестановки

Другой разновидностью

используемых с давних времен шифров яв-

ляются так называемые шифры перестановки. Суть их в том, что буквы ис-

ходного сообщения остаются прежними, но их порядок меняется по какому-

либо «хитрому» закону.

Простейший вариант перестановки - прямоугольная таблица с сек-

ретным размером столбца (показана на рисунке 1.2), куда исходный текст

записывается по столбцам, а

шифрсообщение считывается по строкам.

П л к з ч и

о а Г р а #

с ю - ы т #

ы - В в к #

Рис.1.2.Шифр табличной перестановки

Открытый текст

: Посылаю _ кг _ взрывчатки###.

Шифрсообщение

:Плкзчиоагра#сю_ыт#ы_ввк#.

‘#’ - произвольные символы

Для расшифрования надо длину сообщения разделить на длину

столбца, чтобы определить длину строки, вписать шифрсообщение в таблицу

по строкам, а затем прочитать открытый текст.

Другой вариант - кодирование перестановкой по группам симво-

лов, используя некоторые зигзагообразные шаблоны, например, как показано

на рисунке 1.3. Стоит записать

Открытый текст:

Посылаю_кг_взрывчатки###

Шифрсообщение:

Пюксл_ывгоа_ зтиыч#в##рак

_______________ _____________

группа 1 группа2

‘#’- произвольные символы.

символы открытого текста по зигзагу, а прочитать по кругу (или на-

оборот) - и шифрсообщение готово, если кажется ненадежным, то можно

ввести дополнительные усложнения.

1 7 9 3 5 11

П ю к с л _

_ а о г в ы

8 6 2 10 12 4

Рис.1.3. Зигзагообразный шифр перестановки

4 2 4

1 3

1 2

3 4

4 3

2 1

3 1

4 2

1 2 3 4

о г

з П

о г

р к

л ы

с а

ы ю

а в

ы ю

Посылаю_кг_взрывчатки

ЗоаыПгвюрлсвкы_ _ …

группа_1 группа_2

Рис.1.4. Шифровальный квадрат

Использовались и более сложные (ручные) системы, также группо-

вые. Например, в квадрате (рис.1.4), состоящем из 4 малых квадратов с опре-

деленной нумерацией клеток, вырезают 4 клетки под разными номерами.

Квадрат кладется в начальное положение («1» - вверху) и в отверстия (слева

направо/сверху

вниз) вписываются буквы открытого сообщения. Затем квад-

рат поворачивается против часовой стрелки на 90 градусов («2» - вверху) и

также вписываются следующие буквы, потом повторяем процесс для положе-

ния «3» и «4». Если остаются свободные клетки - они заполняются произ-

вольными символами. Шифрсообщение получают, считав по столбцам или

по строкам последовательность записанных в прямоугольнике букв.

Фактически, рассмотренные выше и другие шифры перестановки с со-

временной точки зрения абсолютно единообразны, так как представляют

собой последовательность элементарных процедур перестановки группы

символов вида

П О с ы л а ю к г в з р ы в

1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14 15 16

13 2 6 4 1 10 16 7 14 5 3 12 9 15 11 8

з О а ы п г в Ю р л с в к ы _ _

Дешифровка сообщений, полученных шифром перестановки, значи-

тельно труднее, чем при использовании шифров замены. Какой-либо теорети-

ческой предпосылки, кроме перебора вариантов, не существует, хотя отдельные

догадки могут упростить задачу.

1.4. Современные блочные шифры.

Современные криптосистемы ориентированы на программно-

аппаратные методы реализации. Блочные криптосистемы представляют собой

блочные (групповые) шифрпреобразования. Блочная криптосистема

разбивает

открытый текст М на последовательные блоки M

, M

,... и зашифровывает каж-

дый блок с помощью одного и того же обратимого преобразования E

, выпол-

ненного с помощью ключа К. E

(М)=E

), E

),.… Любое из них можно

рассматривать как последовательность операций, проводимых с элементами

ключа и открытого текста, а так же производными от них величинами. Произ-

вол в выборе элементов алгоритма шифрования достаточно велик, однако

"элементарные" операции должны обладать хорошим криптографическими

свойствами и допускать удобную техническую или программную реали-

зацию /1-6/. Обычно используются операции

- побитового сложения по модулю 2 (обозначение операции ⊕) двоич-

ных векторов (XOR):

⊕0=0

⊕1=1

⊕1=0

- сложение целых чисел по определенному модулю:

например, по модулю 2

, обозначение операции - +

a + b= a+b, если a+b<2

а + b= a+b-2

, если a+b≥2

где + - сложение целых чисел;

- умножение целых чисел по определенному модулю:

ab(mod n) = res(ab/n) – остаток от деления произведения целых чисел ab на n;

- перестановка битов двоичных векторов;

- табличная замена элементов двоичных векторов.

Практическая стойкость алгоритмов шифрования зависит и от особен-

ностей соединения операций в последовательности. Примерами блочных сис-

тем являются алгоритмы блочного шифрования, принятые в

качестве стандар-

тов шифрования данных в США и России – DES–алгоритм и ГОСТ-28147-89

соответственно.

DES - алгоритм

В 1973 году Национальное Бюро Стандартов США начало работы по

созданию стандарта шифрования данных на ЭВМ. Был объявлен конкурс, кото-

рый выиграла фирма IBM, представившая алгоритм шифрования, сейчас

известный как DES-алгоритм (Data Encryption Standard) [1].

Рассмотрим работу DES-алгоритма в простейшем (базовом) режиме

ЕСВ - электронной кодовой книги. Алгоритм работы показан на рисунке 1.5.

Входные 64-битовые векторы, называемые блоками

открытого текста,

преобразуются в выходные 64-битовые векторы, называемые блоками шиф-

ртекста, с помощью 56-битового ключа К (число различных ключей равно

)

Алгоритм реализуется в 16 аналогичных циклах шифрования, где в i-ом

цикле используется цикловой ключ Ki, предоставляющий собой выборку 48

битов из 56 битов ключа К. Реализация алгоритма функции f показана на ри-

сунке 1.6. Здесь операция Е - расширение 32-битового вектора до 48-битового,

операция S

(S-боксы) - замена 6-битовых векторов на 4 - битовые.

Основным недостатком алгоритма считается 56-битовый ключ, слиш-

ком короткий для противостояния полному перебору ключей на специализиро-

ванном компьютере. Недавние результаты показали, что современное устройст-

во стоимостью 1 млн. долл. способно вскрыть секретный ключ с помощью пол-

ного перебора в среднем за 3.5 часа. Поэтому было принято решение использо-

вать DES-алгоритм для закрытия коммерческой (несекретной) информации. В

этих случаях практическая реализация перебора всех ключей экономически

нецелесообразна, так как затраты не соответствуют ценности зашифрованной

информации.

В ходе открытого обсуждения алгоритма в прессе, рассматривались пу-

ти усиления его криптографических свойств.

Наиболее простой вариант пред-

полагал использовать независимые 48-битовые векторы в качестве цифровых

ключей, что позволит увеличить общее число ключей до 2

768

Режим электронной кодовой книги (ЕСВ) используется в основном для

шифрования коротких сообщений служебного содержания - паролей, ключей и

т.п. Наиболее общий режим - режим сцепления блоков (СВС), (Cifer Block

Chaining) схема которого показана на рисунке 1.7. Здесь каждый входной блок

зависит от всех предыдущих. Начальный вектор b

(случайный начальный век-

тор) вырабатывается для каждого сообщения и может передаваться в линию

связи, как в открытом, так и в шифрованном виде, что препятствует атакам на

шифротекст, основанным на наличии стандартов в начале сообщения (вспомни-

те "Семнадцать мгновений весны": Центр - Юстасу... ).

??? как дешифровать ???

DES алгоритм является первым примером широкого производства

внедрения технических средств в область защиты информации. К настоящему

времени выпускается несколько десятков устройств аппаратно - программной

реализации DES-алгоритма. Для выпуска такого рода устройства необходимо

получить сертификат Национального Бюро Стандартов на право реализации

продукта, который выдается только после всесторонней проверки по специаль-

ным тестирующим процедурам.

Достигнута высокая скорость шифрования. По некоторым

сообщениям,

в одном из устройств на основе специализированной микросхемы она составля-

ет около 45 Мбит/сек.

Основные области применения DES-алгоритма:

- хранение данных в ЭВМ (шифрование файлов, паролей);

- электронная система платежей (между клиентом и банком);

- электронный обмен коммерческой информацией (между покупателем

и продавцом).

Рис. 1.5. Блок-схема DES-алгоритма

+f (R

, K

)

Выходная перестановка битов IP

-1

блок шифртекста /64/

⊕

+f (R

, K

)

+f (R

, K

)

/32/ R

/32/

⊕

Входная перестановка битов IP

блок открытого текста /64/

Рис.1.6. Блок-схема функции f DES -алгогитма

Рис. 1.7. Реализация DES-алгоритма в режиме сцепления блоков

Российский стандарт шифрования

DES

(реж.

ECB)

DES

(реж. ЕCB)

. . .

⊕

DES

(реж.ЕCB

)

n+1

i -1

E=E(R

i-1

)

⊕

• • •

Перестановка Р

f (R

i-1

, K

)

В 1989 году был разработан блочный шифр для использования в каче-

стве государственного стандарта шифрования (зарегистрирован как ГОСТ

28147-89)/7/. В основном алгоритм применяется в банковской системе, судя по

публикациям – несколько медлителен, но обладает весьма высокой стойкостью.

Его общая схема близка к схеме DES-алгоритма, лишь отсутствует на-

чальная перестановка и число циклов шифрования

равно 32 (вместо 16 в DES-

алгоритме). Ключом считается набор из 8 элементарных 32-битовых ключей X

,...,X

(общее число ключей 2

256

). В циклах шифрования трижды используется

прямая последовательность элементарных ключей и один раз - обратная: X

,...,X

Основное отличие – в реализации функции f стандарта шифрования

(приведена на рисунке 1.8). Элементы S

, S

, ..., S

- представляют собой табли-

цы замены 4-битовых векторов и могут рассматриваться как долговременные

ключи

ГОСТ 28147-89, как DES-алгоритм, предусматривает различные режи-

мы использования и только базовый (режим простой замены) совпадает, по су-

ти, с базовым режимом DES-алгоритма, остальные - в той или иной мере отли-

чаются.

Известна специальная реализация алгоритма шифрования ГОСТ 28147-

89 аппаратная

плата шифрования данных «Криптон-3» для IBM PC, ее произво-

дительность - 50 Кбит/сек.

Рис.1.8 Блок-схема функции f алгоритма ГОСТ 28147-89 .

Шифр гаммирования

...

Сложение по модулю 2

Циклический сдвиг на 11 бит влево

i-1

/32/

f(R

i-1,

)

/32/

Здесь уделяется внимание получению из ключа программно длинных

случайных или псевдослучайных рядов чисел, называемых на жаргоне отечест-

венных криптографов гаммой, по названию

- буквы греческого алфавита,

которой в математических записях обозначаются случайные величины.

Эти программы, хотя они и называются генераторами случайных чисел,

на самом деле выдают детерминированные числовые ряды, которые только ка-

жутся случайными по своим свойствам. От них требуется, чтобы, даже зная

закон формирования, но не зная ключа в виде начальных условий,

никто не

смог бы отличить числовой ряд от случайного.

Можно сформулировать 3 основных требования к криптографически

стойкому генератору псевдослучайной последовательности или гаммы:

1. Период гаммы должен быть достаточно большим для шифрования

сообщений различной длины.

2. Гамма должна быть труднопредсказуемой. Это значит, что если из-

вестны тип генератора и кусок гаммы, то невозможно предсказать

за этим куском бит гаммы с вероятностью выше заданной.

3. Генерирование гаммы не должно быть связано с большими техниче-

скими и организационными трудностями.

Режим гаммирования ГОСТ 28147-89

Схема реализации режима гаммирования приведена на рисунке 1.9.

Открытые данные, разбитые на 64-разрядные блоки T

(i)

зашифровыва-

ются в режиме гаммирования путем поразрядного суммирования по модулю 2 в

сумматоре СМ

с гаммой шифра Г

(i)

, которая вырабатывается блоками по 64

бита. Число двоичных разрядов в блоке Т

(M)

, где М определяется объемом

шифруемых данных может быть меньше 64, при этом неиспользованная для

зашифрования часть гаммы шифра из блока Г

(M)

отбрасывается.

В КЗУ вводятся 256 бит ключа. В накопители N

, N

вводится 64-

разрядная двоичная последовательность (синхропосылка) S=(S

,...,S

), яв-

ляющаяся исходным заполнением этих накопителей для последующей выра-

ботки М блоков гаммы шифра. Синхропосылка вводится в N

и N

так, что

значение S

вводится в 1-ый разряд N

, значение S

- в 1-ый разряд N

, S

- в

32-й разряд N

Исходное заполнение накопителей N

и N

(синхропосылка S) зашифро-

вывается в режиме простой замены (нижняя часть рисунка). Результат зашиф-

рования A(S)=(Y

) переписывается в 32-разрядные накопители N

и N

так,

что заполнение N

переписывается в N

, а N

- в N

Заполнение накопителя N

суммируется по модулю (2

-1) в сумматоре

СМ

с 32-разрядной константой С

из накопителя N

, результат записывается в

Заполнение накопителя N

суммируется по модулю 2

в сумматоре СМ

с 32- разрядной константой С

из накопителя N

, результат записывается в N

Заполнение N

переписывается в N

, а заполнение N

- в N

. При этом

заполнение N

, N

сохраняется.

Заполнение N

и N

зашифровывается в режиме простой замены. Полу-

ченное в результате в N

, N

зашифрование образует первый 64-рарядный блок

гаммы шифра Г

(1)

, который суммируется в СМ

с первым 64- разрядным бло-

ком открытых данных Т

(1)

В результате получается 64 - разрядный блок зашифрования данных Г

(1)

Для получения следующего 64-разрядного блока гаммы шифра Г

(2)

заполнение N

суммируется по модулю (2

-1) в СМ

. С константой С

из N

заполнение N

суммируется по модулю 2

в сумматоре СМ

с С

(в N

). Новое

заполнение N

переписывается в N

, а новое заполнение N

переписывается

в N

., при этом заполнение N

сохраняется.

Заполнение N

и N

зашифровывается в режиме простой замены. Полу-

ченное в результате зашифрования заполнение N

, N

образует второй 64-

разрядный блок гаммы шифра Г

(2)

, который поразрядно суммируется по моду-

лю 2 в СМ

со вторым блоком открытых данных Т

(2)

Аналогично вырабатываются блоки гаммы шифра Г

(3)

, ... , Г

(М)

и за-

шифровываются блоки открытых данных Т

(3)

, ..., Т

(М)

В канал связи (или память ЭВМ) передается синхропосылка S и блоки

зашифрованных данных Т

(1)

, Т

(2)

, ..., Т

(М)

Уравнение зашифрования имеет вид:

(i)

= A(Y

i-1

, Z

i-1

’

)

⊕

(i)

= Г

(i)

⊕

(i)

Где

- суммирование по модулю 2

’

- суммирование по модулю 2

-1,

⊕ - суммирование по модулю 2,

- содержимое накопителя N

после зашифрования i-го блока откры-

тых данных T

(i)

;

- содержимое накопителя N

после зашифрования i-го блока откры-

тых данных T

(i)

, Z

) = A(S).