Реферат: Защита информации от несанкционированного доступа методом криптопреобразования ГОСТ
гаммирования с обратной связью, блок открытых данных зависит от
соответствующего и предыдущего блоков зашифрованных данных. Поэтому, если
внести искажения в зашифрованный блок, то после расшифрования искаженными
окажутся два блока открытых данных – соответствующий и следующий за ним,
причем искажения в первом случае будут носить тот же характер, что и в режиме
гаммирования, а во втором случае – как в режиме простой замены. Другими
словами, в соответствующем блоке открытых данных искаженными окажутся те же
самые биты, что и в блоке шифрованных данных, а в следующем блоке открытых
данных все биты независимо друг от друга с вероятностью 1/2 изменят свои
значения.
Выработка имитовставки к массиву данных.
В предыдущих разделах мы обсудили влияние искажения шифрованных данных на
соответствующие открытые данные. Мы установили, что при расшифровании в режиме
простой замены соответствующий блок открытых данных оказывается искаженным
непредсказуемым образом, а при расшифровании блока в режиме гаммирования
изменения предсказуемы. В режиме гаммирования с обратной связью искаженными
оказываются два блока, один предсказуемым, а другой непредсказуемым образом.
Значит ли это, что с точки зрения защиты от навязывания ложных данных режим
гаммирования является плохим, а режимы простой замены и гаммирования с
обратной связью хорошими? Ни в коем случае. При анализе данной ситуации
необходимо учесть то, что непредсказуемые изменения в расшифрованном блоке
данных могут быть обнаружены только в случае избыточности этих самых данных,
причем чем больше степень избыточности, тем вероятнее обнаружение искажения.
Очень большая избыточность имеет место, например, для текстов на естественных
и искусственных языках, в этом случае факт искажения обнаруживается
практически неизбежно. Однако в других случаях, например, при искажении сжатых
звуковых образов, мы получим просто другой образ, который сможет воспринять
наше ухо. Искажение в этом случае останется необнаруженным, если, конечно, нет
априорной информации о характере звука. Вывод здесь такой: поскольку
способность некоторых режимов шифрования обнаруживать искажения, внесенные в
шифрованные данные, существенным образом опирается на наличие и степень
избыточности шифруемых данных, эта способность не является имманентным
свойством соответствующих режимов и не может рассматриваться как их
достоинство.
Для решения задачи обнаружения искажений в зашифрованном массиве данных с
заданной вероятностью в ГОСТе предусмотрен дополнительный режим
криптографического преобразования – выработка имитовставки. Имитовставка – это
контрольная комбинация, зависящая от открытых данных и секретной ключевой
информации. Целью использования имитовставки является обнаружение всех
случайных или преднамеренных изменений в массиве информации. Проблема,
изложенная в предыдущем пункте, может быть успешно решена с помощью добавления
к шифрованным данным имитовставки. Для потенциального злоумышленника две
следующие задачи практически неразрешимы, если он не владеет ключевой
информацией:
вычисление имитовставки для заданного открытого массива информации;
подбор открытых данных под заданную имитовставку;
Cхема алгоритма выработки имитовставки приведена на рисунке 6. В качестве
имитовставки берется часть блока, полученного на выходе, обычно 32 его младших
бита. При выборе размера имитовставки надо принимать во внимание, что
вероятность успешного навязывания ложных данных равна величине 2–И на одну
попытку подбора. При использовании имитовставки размером 32 бита эта
вероятность равна 2–32?0.23·10–9.
Криптографическая стойкость ГОСТа.
При выборе криптографического алгоритма для использования в конкретной
разработке одним из определяющих факторов является его стойкость, то есть
устойчивость к попыткам противоположной стороны его раскрыть. Вопрос о
стойкости шифра при ближайшем рассмотрении сводится к двум взаимосвязанным
вопросам:
можно ли вообще раскрыть данный шифр;
если да, то насколько это трудно сделать практически;
Шифры, которые вообще невозможно раскрыть, называются абсолютно или
теоретически стойкими. Существование подобных шифров доказывается теоремой
Шеннона, однако ценой этой стойкости является необходимость использования для
шифрования каждого сообщения ключа, не меньшего по размеру самого сообщения.
Во всех случаях за исключением ряда особых эта цена чрезмерна, поэтому на
практике в основном используются шифры, не обладающие абсолютной стойкостью.
Таким образом, наиболее употребительные схемы шифрования могут быть раскрыты
за конечное время или, что точнее, за конечное число шагов, каждый из которых
является некоторой операцией над числами. Для них наиважнейшее значение имеет
понятие практической стойкости, выражающее практическую трудность их
раскрытия. Количественной мерой этой трудности может служить число
элементарных арифметических и логических операций, которые необходимо
выполнить, чтобы раскрыть шифр, то есть чтобы для заданного шифротекста с
вероятностью, не меньшей заданной величины, определить соответствующий
открытый текст. При этом в дополнении к дешифруемому массиву данных
криптоаналитик может располагать блоками открытых данных и соответствующих им
зашифрованных данных или даже возможностью получить для любых выбранных им
открытых данных соответствующие зашифрованные данные – в зависимости от
перечисленных и многих других неуказанных условий различают отдельные виды
криптоанализа.
современные криптосистемы построены по принципу Кирхгоффа, то есть секретность
зашифрованных сообщений определяется секретностью ключа. Это значит, что даже
если сам алгоритм шифрования известен криптоаналитику, тот тем не менее не в
состоянии расшифровать сообщение, если не располагает соответствующим ключом.
Все классические блочные шифры, в том числе DES и ГОСТ, соответствуют этому
принципу и спроектированы таким образом, чтобы не было пути вскрыть их более
эффективным способом, чем полным перебором по всему ключевому пространству,
т.е. по всем возможным значениям ключа. Ясно, что стойкость таких шифров
определяется размером используемого в них ключа.
шифре ГОСТ используется 256-битовый ключ и объем ключевого пространства
составляет 2256. Ни на одной из существующих в настоящее время или
предполагаемых к реализации в недалеком будущем ЭВМ общего применения нельзя
подобрать ключ за время, меньшее многих сотен лет. Российский стандарт
проектировался с большим запасом и по стойкости на много порядков превосходит
американский стандарт DES с его реальным размером ключа в 56 бит и объемом
ключевого пространства всего 256. В свете прогресса современных вычислительных
средств этого явно недостаточно. В этой связи DES может представлять скорее
исследовательский или научный, чем практический интерес. Как ожидается, в 1998
году он перестанет быть стандартом США на шифрование.
Замечания по архитектуре ГОСТа.
Общеизвестно, что шифр ГОСТ 28147-89 является представителем целого семейства
шифров, построенных на одних и тех же принципах. Самым известным его
"родственником" является американский стандарт шифрования, алгоритм DES. Все
эти шифры, подобно ГОСТу, содержат алгоритмы трех уровней. В основе всегда
лежит некий "основной шаг", на базе которого сходным образом строятся "базовые
циклы", и уже на их основе построены практические процедуры шифрования и
выработки имитовставки. Таким образом, специфика каждого из шифров этого
семейства заключена именно в его основном шаге, точнее даже в его части. Хотя
архитектура классических блочных шифров, к которым относится ГОСТ, лежит
далеко за пределами темы настоящей статьи, все же стоит сказать несколько слов
по ее поводу.
Алгоритмы "основных шагов криптопреобразования" для шифров, подобных ГОСТу,
построены идентичным образом. Их общая схема приведена на рисунке 7. На вход
основного шага подается блок четного размера, старшая и младшая половины
которого обрабатываются отдельно друг от друга. В ходе преобразования младшая
половина блока помещается на место старшей, а старшая, скомбинированная с
помощью операции побитного исключающего или с результатом вычисления некоторой
функции, на место младшей. Эта функция, принимающая в качестве аргумента
младшую половину блока и некоторый элемент ключевой информации (X), является
содержательной частью шифра и называется его функцией шифрования. Соображения
стойкости шифра требуют, чтобы размеры всех перечисленных элементов блоков
были равны: N1=N2=X, в ГОСТе и DESе они равны 32 битам.
Если применить сказанное к схеме основного шага алгоритма ГОСТ, станет
очевидным, что блоки 1,2,3 алгоритма определяют вычисление его функции
шифрования, а блоки 4 и 5 задают формирование выходного блока основного шага
исходя из содержимого входного блока и значения функции шифрования.
В предыдущем разделе мы уже сравнили DES и ГОСТ по стойкости, теперь мы
сравним их по функциональному содержанию и удобству реализации. В циклах
шифрования ГОСТа основной шаг повторяется 32 раза, для DESа эта величина равна
16. Однако сама функция шифрования ГОСТа существенно проще аналогичной функции
DESа, в которой присутствует множество перекодировок по таблицам с изменением
размера перекодируемых элементов. Кроме того, между основными шагами в циклах
шифрования DESа необходимо выполнять битовые перестановки в блоках данных. Все
эти операции чрезвычайно неэффективно реализуются на современных
неспециализированных процессорах. ГОСТ не содержит подобных операций, поэтому
он значительно удобней для программной реализации. Ни одна из рассмотренных
автором реализаций DESа для платформы Intel x86 не достигает даже половины
производительности предложенной вашему вниманию в настоящей статье реализации
ГОСТа, несмотря на вдвое более короткий цикл. Все сказанное выше
свидетельствует о том, что разработчики ГОСТа учли как положительные, так и
отрицательные стороны DESа, а также более реально оценили текущие и
перспективные возможности криптоанализа.
Требования к качеству ключевой информации и источники ключей.
Не все ключи и таблицы замен обеспечивают максимальную стойкость шифра. Для
каждого алгоритма шифрования существуют свои критерии оценки ключевой
информации. Так, для алгоритма DES известно существование так называемых
"слабых ключей", при использовании которых связь между открытыми и
зашифрованными данными не маскируется достаточным образом, и шифр сравнительно
просто вскрывается.
Исчерпывающий ответ на вопрос о критериях качества ключей и таблиц замен ГОСТа
если и можно вообще где-либо получить, то только у разработчиков алгоритма.
Соответствующие данные не были опубликованы в открытой печати. Однако согласно
установленному порядку, для шифрования информации, имеющей гриф, должны быть
использованы ключевые данные, полученные от уполномоченной организации.
Косвенным образом это может свидетельствовать о наличии методик проверки
ключевых данных на "вшивость". Сам факт существования слабых ключевых данных в
Российском стандарте шифрования не вызывает сомнения. Очевидно, нулевой ключ и
тривиальная таблица замен, по которой любое значение заменяется но него
самого, являются слабыми, при использовании хотя бы одного из них шифр
достаточно просто взламывается, каков бы ни был второй ключевой элемент.
Как уже было отмечено выше, критерии оценки ключевой информации недоступны,
однако на их счет все же можно высказать некоторые соображения:
1. Ключ должен являться массивом статистически независимых битов,
принимающих с равной вероятностью значения 0 и 1. При этом некоторые
конкретные значения ключа могут оказаться "слабыми", то есть шифр может не
обеспечивать заданный уровень стойкости в случае их использования. Однако,
предположительно, доля таких значений в общей массе всех возможных ключей
ничтожно мала. Поэтому ключи, выработанные с помощью некоторого датчика
истинно случайных чисел, будут качественными с вероятностью, отличающейся от
единицы на ничтожно малую величину. Если же ключи вырабатываются с помощью
генератора псевдослучайных чисел, то используемый генератор должен
обеспечивать указанные выше статистические характеристики, и, кроме того,
обладать высокой криптостойкостью, не меньшей, чем у самого ГОСТа. Иными
словами, задача определения отсутствующих членов вырабатываемой генератором
последовательности элементов не должна быть проще, чем задача вскрытия шифра.
Кроме того, для отбраковки ключей с плохими статистическими характеристиками
могут быть использованы различные статистические критерии. На практике обычно
хватает двух критериев, – для проверки равновероятного распределения битов
ключа между значениями 0 и 1 обычно используется критерий Пирсона ("хи
квадрат"), а для проверки независимости битов ключа – критерий серий. Об
упомянутых критериях можно прочитать в учебниках или справочниках по
математической статистике.
2. Таблица замен является долговременным ключевым элементом, то есть
действует в течение гораздо более длительного срока, чем отдельный ключ.
Предполагается, что она является общей для всех узлов шифрования в рамках
одной системы криптографической защиты. Даже при нарушении конфиденциальности
таблицы замен стойкость шифра остается чрезвычайно высокой и не снижается ниже
допустимого предела. К качеству отдельных узлов замен можно предъявить
приведенное ниже требование. Каждый узел замен может быть описан четверкой
логических функций, каждая из которых имеет четыре логических аргумента.
Необходимо, чтобы эти функции были достаточно сложными. Это требование
сложности невозможно выразить формально, однако в качестве необходимого
условия можно потребовать, чтобы соответствующие логические функции,
записанные в минимальной форме (т.е. с минимально возможной длиной выражения)
с использованием основных логических операций, не были короче некоторого
необходимого минимума. В первом и очень грубом приближении это условие может
сойти и за достаточное. Кроме того, отдельные функции в пределах всей таблицы
замен должны отличаться друг от друга в достаточной степени. На практике
бывает достаточно получить узлы замен как независимые случайные перестановки
чисел от 0 до 15, это может быть практически реализовано, например, с помощью
перемешивания колоды из шестнадцати карт, за каждой из которых закреплено одно
из значений указанного диапазона.
Необходимо отметить еще один интересный факт относительно таблицы замен. Для
обратимости циклов шифрования 32–З и 32–Р не требуется, чтобы узлы замен были
перестановками чисел от 0 до 15. Все работает даже в том случае, если в узле
замен есть повторяющиеся элементы, и замена, определяемая таким узлом,
необратима, однако в этом случае снижается стойкость шифра. Почему это именно
так, не рассматривается в настоящей статье, однако в самом факте убедиться
несложно. Для этого достаточно, используя демонстрационную программу
