Литвиненко А.В. Методы и средства защиты информации

Подождите немного. Документ загружается.

Стандарт шифрования данных DES 421

Продолжение листинга 18.4

SUB transpose (datax() AS INTEGER, T() AS INTEGER, nt%)

letbe XT(), datax(), 64

FOR i% = 1 TO nt%

datax(i%) = XT(T(i%))

NEXT i%

END SUB

SUB xtob (a$, mbits() AS INTEGER)

LOCAL X$,NIBBLE$

FOR i% = 1 to 16

X$ = MID$(a$,i%,1)

SELECT CASE X$

CASE "0"

NIBBLE$ = "0000"

CASE "1"

NIBBLE$ = "0001"

CASE "2"

NIBBLE$ = "0010"

CASE "3"

NIBBLE$ = "0011"

CASE "4"

NIBBLE$ = "0100"

CASE "5"

NIBBLE$ = "0101"

CASE "6"

NIBBLE$ = "0110"

CASE "7"

NIBBLE$ = "0111"

CASE "8"

NIBBLE$ = "1000"

CASE "9"

NIBBLE$ = "1001"

CASE "A"

NIBBLE$ = "1010"

CASE "B"

NIBBLE$ = "1011"

CASE "C"

NIBBLE$ = "1100"

CASE "D"

NIBBLE$ = "1101"

CASE "E"

422 Глава 18. Криптографическая защита

Окончание листинга 18.4

NIBBLE$ = "1110"

CASE "F"

NIBBLE$ = "1111"

CASE ELSE

Print "Не является 16-ричным значением!"

SYSTEM

END SELECT

FOR j% = 1 to 4

mbits(((i% - 1) * 4) + j%) = ASC(MID$(NIBBLE$, j%, 1)) - 48

NEXT j%

NEXT i%

END SUB

Другие режимы использования алгоритма шифрования DES

Помимо режима ECB, алгоритм DES может использоваться в режиме сцепления

блоков шифртекста (СВС — Сiрhег В1осk Chaining). Суть этого режима состоит в том,

что сообщение разбивается на блоки по 64 бит, и их последовательность зашифровыва-

ется. Перед шифрованием (в режиме ЕСВ), блок открытого текста поразрядно складыва-

ется с предыдущим блоком шифртекста. Для шифрования

первого блока шифртекста

требуется так называемый вектор инициализации (IV — initialization vector). Последний

не является секретным. Данный режим не позволяет накапливаться ошибкам при пере-

даче, поскольку ошибка при передаче приведет к потере только двух блоков исходного

текста. Кроме ECB и CBC, существуют также режимы шифрования с обратной связью

(СFВ — Сiрhеr Fееdbаск) и

шифрования с внешней обратной связью (ОFВ — Output

Fееdbаск).

Стандарт криптографического

преобразования данных ГОСТ 28147-89

Стандарт криптографического преобразования данных ГОСТ 28147-89 рекомендован

к использованию для защиты любых данных, представленных в виде двоичного кода.

Данный стандарт формировался с учетом мирового опыта, и в частности, при его разра-

ботке были приняты во внимание недостатки алгоритма DES. Стандарт довольно сло-

жен, поэтому приведем лишь его концептуальное описание.

Алгоритм криптографического преобразования, установленный

ГОСТ 28147-89 (да-

лее — ГОСТ) используется для шифрования данных в двух режимах, а также для выра-

ботки имитовставки, которая является средством контроля целостности данных и зави-

сит от ключей. При шифровании алгоритм ГОСТ сводится к шифру гаммирования. Блок

гаммы представляет собой 64-битовую комбинацию, состоящую из двух последователь-

ных 32-битовых блоков. Исходя

из удобства изложения, далее будем называть любой 64-

Стандарт криптографического преобразования данных ГОСТ 28147-89 423

битовый блок комбинацией, а также считать, что блок состоит их двух сцепленных под-

блоков из 32-х битов каждый.

Гамма накладывается поразрядно по модулю 2. Каждая комбинация гаммы представ-

ляет собой результат шифрпреобразования с помощью шифра простой замены на мно-

жестве 64-битовых комбинаций. Входные комбинации для указанного шифра, в общем

случае, формируются в

зависимости от ключей, псевдослучайного открытого параметра

S (синхропосылка), известных констант с

, c

и предыдущего блока шифртекста. Факти-

чески задача каждого из режимов шифрования — это формирование 64-битовых комби-

наций для входа в основной режим работы ГОСТ, называемый режимом простой заме-

ны. По сути, ключи необходимы для работы ГОСТ именно в этом режиме. Комбинация

гаммы является результатом работы алгоритма в режиме простой замены.

Алгоритм

ГОСТ в качестве исходных данных использует три параметра: K, X и Z —

64-битовый блок данных. Первый параметр является долговременным, а второй — се-

ансовым ключом.

Параметры независимы и имеют размер 512, 256 и 64 бита соответственно.

K пред-

ставляет собой отображение множества блоков в себя. Это отображение реализует потет-

радную замену 32-разрядных блоков в 32-х разрядные и состоит из 8 подключей. Подключ

(i = 1, …, 8), входящий в K, является таблицей замены для i-той (слева) тетрады, т.е.

состоит из 16 тетрад. В стандарте ключ

K называется блоком подстановки, а подключи K

— узлами замены.

Сеансовый ключ

X состоит из восьми 32-разрядных подключей X

, каждый из кото-

рых в соответствующий момент используется для суммирования с некоторым блоком по

модулю 2. Режим простой замены алгоритма ГОСТ реализован в виде шифра Файстеля.

Шифрование блока открытого текста

Z алгоритмом ГОСТ производится за 32 цикла.

На каждом цикле происходит преобразование входной комбинации в выходную. Шиф-

ртекстом является результат работы (выход) тридцать второго цикла, подвергнутый

очень простому дополнительному преобразованию.

Процесс шифрования в режиме простой замены (рис. , который обозначим через

T =

ГОСТ(S)

можно представить в виде последовательности 34 блоков u = (U

–2

, U

–1

, U

, …, U

, U

), где U

-1

||U

= S и U

||U

= T.

Здесь

-1

||U

— результат работы цикла 0, U

||U

— результат работы цикла 1 и т.д.

до

||U

— результата работы цикла 31. Дополнительное преобразование меняет по-

рядок следования блоков:

||U

= T.

На цикле

i используется подключ X

t(i)

. При шифровании используется следующая

последовательность выбора подключей от начального и до последнего цикла:

t(i) = {0,1,2,3,4,5,6,7; 0,1,2,3,4,5,6,7; 0,1,2,3,4,5,6,7; 7,6,5,4,3,2,1,0}

При расшифровывании используется обратный порядок следования подключей.

В режиме гаммирования последовательность 64-битовых комбинаций гаммы имеет

вид:

= ГОСТ(φ(σ

K–1

)), k = 1, 2, ..., где σ

= ГОСТ(S). При этом для s

||s

φ(σ) со-

стоит из двух блоков:

º c

, s

+ c

.Здесь сложение с c

производится по mod 2

, а s

= s

+ c

mod(2

– 1) за исключением случая s

º c

, s

+ c

, когда результат прини-

424 Глава 18. Криптографическая защита

мается равным 2

– 1. Шестнадцатеричное представление c

и c

, соответственно, сле-

дующее:

х01010101 и х01010104,

В режиме гаммирования с обратной связью

= ГОСТ(S), γ

k+1

= ГОСТ(γ

⊕ t

), k = 1, 2, …, t — комбинация открытого тек-

ста.

Рис. 18.9. Цикл шифрования в режиме простой замены

Пример реализации алгоритма ГОСТ представлен в листингах 18.5 и 18.6 (компиля-

тор — Microsoft Visual C 6.0).

Листинг 18.5. Пример реализации алгоритма ГОСТ на

языке C++ в виде библиотечного класса (библиотека Crypto++ 5.1)

#include "pch.h"

#include "gost.h"

#include "misc.h"

Продолжение листинга 18.5

NAMESPACE_BEGIN(CryptoPP)

// S-блоки

const byte GOST::Base::sBox[8][16]={

{4, 10, 9, 2, 13, 8, 0, 14, 6, 11, 1, 12, 7, 15, 5, 3},

Стандарт криптографического преобразования данных ГОСТ 28147-89 425

{14, 11, 4, 12, 6, 13, 15, 10, 2, 3, 8, 1, 0, 7, 5, 9},

{5, 8, 1, 13, 10, 3, 4, 2, 14, 15, 12, 7, 6, 0, 9, 11},

{7, 13, 10, 1, 0, 8, 9, 15, 14, 4, 6, 12, 11, 2, 5, 3},

{6, 12, 7, 1, 5, 15, 13, 8, 4, 10, 9, 14, 0, 3, 11, 2},

{4, 11, 10, 0, 7, 2, 1, 13, 3, 6, 8, 5, 9, 12, 15, 14},

{13, 11, 4, 1, 3, 15, 5, 9, 0, 10, 14, 7, 6, 8, 2, 12},

{1, 15, 13, 0, 5, 7, 10, 4, 9, 2, 3, 14, 6, 11, 8, 12}};

bool GOST::Base::sTableCalculated = false;

word32 GOST::Base::sTable[4][256];

void GOST::Base::UncheckedSetKey(CipherDir direction, const

byte *userKey, unsigned int length)

{

AssertValidKeyLength(length);

PrecalculateSTable();

GetUserKey(LITTLE_ENDIAN_ORDER, key.begin(), 8, userKey,

KEYLENGTH);

}

void GOST::Base::PrecalculateSTable()

{

if (!sTableCalculated)

{

for (unsigned i = 0; i < 4; i++)

for (unsigned j = 0; j < 256; j++)

{

word32 temp = sBox[2*i][j%16] | (sBox[2*i+1][j/16] << 4);

sTable[i][j] = rotlMod(temp, 11+8*i);

}

sTableCalculated=true;

}

#define f(x) ( t=x, \

sTable[3][GETBYTE(t, 3)] ^ sTable[2][GETBYTE(t, 2)] \

Продолжение листинга 18.5

^ sTable[1][GETBYTE(t, 1)] ^ sTable[0][GETBYTE(t, 0)]

)

typedef BlockGetAndPut<word32, LittleEndian> Block;

426 Глава 18. Криптографическая защита

void GOST::Enc::ProcessAndXorBlock(const byte *inBlock, const

byte *xorBlock, byte *outBlock) const

{

word32 n1, n2, t;

Block::Get(inBlock)(n1)(n2);

for (unsigned int i=0; i<3; i++)

{

n2 ^= f(n1+key[0]);

n1 ^= f(n2+key[1]);

n2 ^= f(n1+key[2]);

n1 ^= f(n2+key[3]);

n2 ^= f(n1+key[4]);

n1 ^= f(n2+key[5]);

n2 ^= f(n1+key[6]);

n1 ^= f(n2+key[7]);

}

n2 ^= f(n1+key[7]);

n1 ^= f(n2+key[6]);

n2 ^= f(n1+key[5]);

n1 ^= f(n2+key[4]);

n2 ^= f(n1+key[3]);

n1 ^= f(n2+key[2]);

n2 ^= f(n1+key[1]);

n1 ^= f(n2+key[0]);

Block::Put(xorBlock, outBlock)(n2)(n1);

}

void GOST::Dec::ProcessAndXorBlock(const byte *inBlock, const

byte *xorBlock, byte *outBlock) const

{

word32 n1, n2, t;

Block::Get(inBlock)(n1)(n2);

Окончание листинга 18.5

n2 ^= f(n1+key[0]);

n1 ^= f(n2+key[1]);

n2 ^= f(n1+key[2]);

Стандарт криптографического преобразования данных ГОСТ 28147-89 427

n1 ^= f(n2+key[3]);

n2 ^= f(n1+key[4]);

n1 ^= f(n2+key[5]);

n2 ^= f(n1+key[6]);

n1 ^= f(n2+key[7]);

for (unsigned int i=0; i<3; i++)

{

n2 ^= f(n1+key[7]);

n1 ^= f(n2+key[6]);

n2 ^= f(n1+key[5]);

n1 ^= f(n2+key[4]);

n2 ^= f(n1+key[3]);

n1 ^= f(n2+key[2]);

n2 ^= f(n1+key[1]);

n1 ^= f(n2+key[0]);

}

Block::Put(xorBlock, outBlock)(n2)(n1);

}

NAMESPACE_END

Листинг 18.6. Заголовочный файл gost.h,

используемый при реализации алгоритма ГОСТ на

языке C++ в виде библиотечного класса (библиотека Crypto++ 5.1)

#ifndef CRYPTOPP_GOST_H

#define CRYPTOPP_GOST_H

#include "seckey.h"

#include "secblock.h"

NAMESPACE_BEGIN(CryptoPP)

struct GOST_Info : public FixedBlockSize<8>,

public FixedKeyLength<32>

{ static const char *StaticAlgorithmName() {return "GOST";}};

Окончание листинга 18.6

{

class Base : public BlockCipherBaseTemplate<GOST_Info>

428 Глава 18. Криптографическая защита

{

public:

void UncheckedSetKey(CipherDir direction,

const byte *userKey, unsigned int length);

protected:

static void PrecalculateSTable();

static const byte sBox[8][16];

static bool sTableCalculated;

static word32 sTable[4][256];

FixedSizeSecBlock<word32, 8> key;

};

class Enc : public Base

{

public:

void ProcessAndXorBlock(const byte *inBlock,

const byte *xorBlock, byte *outBlock) const;

};

class Dec : public Base

{

public:

void ProcessAndXorBlock(const byte *inBlock,

const byte *xorBlock, byte *outBlock) const;

};

public:

typedef BlockCipherTemplate<ENCRYPTION, Enc> Encryption;

typedef BlockCipherTemplate<DECRYPTION, Dec> Decryption;

};

typedef GOST::Encryption GOSTEncryption;

typedef GOST::Decryption GOSTDecryption;

NAMESPACE_END

#endif

Глава 19

Скремблирование

В речевых системах связи известно два основных метода закрытия речевых сигналов,

различающихся по способу передачи по каналам связи: аналоговое скремблирование и

дискретизация речи с последующим шифрованием. Под скремблированием понимает-

ся изменение характеристик речевого сигнала, таким образом, что полученный модули-

рованный сигнал, обладая свойствами неразборчивости и неузнаваемости, занимает ту

же полосу частот

, что и исходный сигнал.

Каждый из этих методов имеет свои достоинства и недостатки.

Так, для аналоговых скремблеров характерно присутствие при передаче в канале свя-

зи фрагментов исходного открытого речевого сообщения, преобразованного в частотной

и (или) временной области. Это означает, что злоумышленники могут попытаться пере-

хватить и проанализировать передаваемую информацию

на уровне звуковых сигналов.

Поэтому ранее считалось, что, несмотря на высокое качество и разборчивость восста-

навливаемой речи, аналоговые скремблеры могут обеспечивать лишь низкую или сред-

нюю, по сравнению с цифровыми системами, степень закрытия. Однако новейшие алго-

ритмы аналогового скремблирования способны обеспечить не только средний, но очень

высокий уровень закрытия.

Цифровые системы

не передают какой-либо части исходного речевого сигнала. Рече-

вые компоненты кодируются в цифровой поток данных, который смешивается с псевдо-

случайной последовательностью, вырабатываемой ключевым генератором по одному из

криптографических алгоритмов. Подготовленное таким образом сообщение передается с

помощью модема в канал связи, на приемном конце которого проводятся обратные пре-

образования с

целью получения открытого речевого сигнала.

Технология создания широкополосных систем, предназначенных для закрытия речи,

хорошо известна, а ее реализация не представляет особых трудностей. При этом исполь-

зуются такие методы кодирования речи, как АДИКМ (адаптивная дифференциальная и

импульсно-кодовая модуляция), ДМ (дельта-модуляция) и т.п. Но представленная таким

образом дискретизированная речь может

передаваться лишь по специально выделенным

широкополосным каналам связи с полосой пропускания 4,8–19,2 кГц. Это означает, что

она не пригодна для передачи по линиям телефонной сети общего пользования, где тре-

буемая скорость передачи данных должна составлять не менее 2400 бит/с. В таких слу-

чаях используются узкополосные системы, главной трудностью при реализации которых

является высокая сложность алгоритмов снятия речевых сигналов, осуществляемых в во-

кодерных устройствах.

430 Глава 19. Скремблирование

Посредством дискретного кодирования речи с последующим шифрованием всегда

достигалась высокая степень закрытия. Ранее этот метод имел ограниченное применение

в имеющихся узкополосных каналах из-за низкого качества восстановления передавае-

мой речи.

Достижения в развитии технологий низкоскоростных дискретных кодеров позволили

значительно улучшить качество речи без снижения надежности закрытия.

Аналоговые скремблеры

Аналоговые скремблеры подразделяются на:

• речевые скремблеры простейших типов на базе временных и (или) частотных пере-

становок речевого сигнала (рис. 19.1);

• комбинированные речевые скремблеры на основе частотно-временных перестановок

отрезков речи, представленных дискретными отсчетами, с применением цифровой

обработки сигналов (рис. 19.2).

Рис. 19.1. Схема простейшего речевого скремблера

Рис. 19.2. Схема комбинированного речевого скремблера

Цифровые системы закрытия речи подразделяются на широкополосные (рис. 19.3) и

узкополосные (рис. 19.4).

Говоря об обеспечиваемом уровне защиты или степени секретности систем закрытия

речи, следует отметить, что эти понятия весьма условные. К настоящему времени не вы-

работано на этот счет четких правил или стандартов. Однако в ряде

изделий основные

уровни защиты определяются, как тактический и стратегический, что в некотором

смысле перекликается с понятиями практической и теоретической стойкости крипто-

систем закрытия данных.