Криптография 2е издание Протоколы, алгоритмы и исходные тексты на языке С
 Скачать 3.25 Mb.
|
|
Если такое случается, отправитель и получатель должны повторно синхронизировать свои генераторы пот о- ка ключей прежде, чем можно будет продолжить работу . Что еще хуже, они должны выполнить синхронизацию так, чтобы ни одна часть потока ключей не была повторена, поэтому очевидное решение перевести генератор в более раннее состояние не работает. Положительная сторона синхронных фильтров - это отсутствие распространения ошибок . Если при передаче бит изменит свое значение, что намного вероятнее его потери, то только испорченный бит будет дешифрован неправильно. Все предшествующие и последующие биты не изменятся . Генератор должен выдавать один и тот же поток ключей и для шифрования, и для дешифрирования, след о- вательно, выход генератора должен быть предопределен . Если он реализуется на конечном автомате (т.е., ко м- пьютере), последовательность со временем повторится . Такие генераторы потока ключей называются периоди- ческими. За исключением одноразовых блокнотов все генераторы потока ключей являются периодическими . Генератор потока ключей должен обладать длинным периодом, намного более длинным, чем количество б и- тов, выдаваемых между сменой ключей. Если период меньше, чем размер открытого текста, то различные части открытого текста будут зашифрованы одинаковым образом, что сильно ослабляет безопасность системы . Если криптоаналитику известна часть открытого текста, он может раскрыть часть потока ключей и использовать ее для дальнейшего раскрытия открытого текста . Даже если у аналитика есть только шифротекст , он может вы- полнить XOR над разделами, шифрованными одинаковым потоком ключей, и получить XOR соответствующих участков открытого текста. При этом используемый алгоритм превращается в простой алгоритм XOR с очень длинным ключом. Конкретная длина периода зависит от приложения . Генератор потока ключей, шифрующий непрерывный канал T1, будет шифровать 2 ? бит в день. Период генератора должен быть на несколько порядков больше этого значения, даже если ключ меняется ежедневно . Если период имеет достаточную длину, ключ можно будет м е- нять раз в неделю или даже раз в месяц. Синхронные потоковые шифры также предохраняют от любых вставок и удалений шифротекста , так как они приводят к потере синхронизации и будут немедленно обнаружены . Однако, они не защищают полностью от битовых сбоев. Как и при блоковых шифрах в режиме CFB, Мэллори может изменить отдельные биты потока. Если ему известен открытый текст, он может изменить эти биты так, чтобы эти биты дешифрировались так, как ему надо. Дальнейшие биты при дешифрировании превратятся в чепуху (пока система не восстановится) , но в определенных приложениях Мэллори может принести заметный ущерб . Вскрытие вставкой Синхронные потоковые шифры чувствительны к вскрытию вставкой [93]. Пусть Мэллори записал поток шифротекста, но не знает ни открытого текста, ни потока ключей, использованного для шифрования открытого текста. Оригинальный открытый текст: pl p! p3 Pi Оригинальный поток клю- чей: kl k! kj ki Оригинальный шифротекст: cl c! c3 ci Мэллори вставляет один известный ему бит , w', в открытый текст после pl и затем пытается получить моди- фицированный открытый текст, шифрованный тем же потоком ключей . Он записывает получившийся новый шифротекст: Новый открытый текст: pl p' pl pi pi Оригинальный поток: k. k! k-i ks k!, Обновленный шифротекст: cl c'z c'3 c'i c'i Так как он знает значение p', он может определить весь открытый текст после этого бита по оригинальному и новому шифротекстам: k! = c'z s p', затем p! = c! s k! kj = c'3 S pt, затем p3 = c3 S fc3 kt = c', S p3, затем p,, = cs S ks Мэллори даже не нужно знать точное положение вставленного бита, он может просто сравнить оригинал ь- ный и обновленный шифротексты, чтобы обнаружить, где они начинают отличаться . Для предотвращения тако- го вскрытия никогда не используйте один поток ключей для шифрования двух различных сообщений . 9.8 Режим выходной обратной связи Режим выходной обратной связи (Output-feedback, OFB) представляет собой метод использования блочного шифра в качестве синхронного потокового шифра . Этот режим похож на CFB за исключением того, что n битов предыдущего выходного блока сдвигаются в крайние правые позиции очереди (см. -2nd). Дешифрирование яв- ляется обратным процессом. Такой режим называется n-битовым OFB. И при шифровании, и при дешифриро- вании блочный алгоритм работает в режиме шифрования . Это иногда называют внутренней обратной связью, потому что механизм обратной связи не зависит ни от потоков открытого текста, ни от потоков шифротекста [291]. Если размер блока алгоритма n, то n-битовый алгоритм OFB выглядит, как показано на : C, = P, © S,! S, = *I, - I,) P, = C, © Sh Si = Ek*Si, I,) s - состояние, независящее ни от открытого текста, ни от шифротекста . К числу положительных свойств OFB относится то, что большая часть работы может быть выполнена автономно, даже до того, как появится откр ы- тый текст сообщения. Когда наконец сообщение наконец появится, для получения шифротекста над сообщением и выходом алгоритма нужно будет выполнить операцию XOR. Рис. 9-11. 8-битовый режим Вектор инициализации В сдвиговый регистр OFB также сначала должен быть загружен IV. Он должен быть уникальным, но сохра- нять его в секрете не обязательно. Распространение ошибки В режиме OFB распространения ошибки не происходит. Неправильный бит шифротекста приводит к непр а- вильному биту открытого текста. Это может быть полезно при цифровой передаче аналоговых величин, напр и- мер оцифрованного звука или видеоизображения , когда случайный сбой бита допустим, но распространение ошибки нежелательно. С другой стороны, потеря синхронизации смертельна. Если сдвиговые регистры при шифровании и при д е- шифрировании отличаются, то восстановленный открытый текст представляет собой бессмыслицу . Любая сис- тема, использующая режим OFB, должна включать механизм обнаружения потери синхронизации и механизм заполнения обоих сдвиговых регистров новым (или одинаковым ) IV для восстановления синхронизации. Рис. 9-12. n-битовый OFB с n-битовым алгоритмом. OFB и проблемы безопасности Анализ режима OFB [588, 430, 431, 789] показывает, что OFB стоит использовать только, когда размер о б- ратной связи совпадает с размером блока . Например, 64-битовый алгоритм нужно использовать только в 64- битовом режиме OFB. Несмотря на то, что правительство США разрешает для DES и другие размеры обратных связей DES [1143], избегайте их. Режим OFB выполняет XOR над потоком ключей и текстом. Этот поток ключей со временем повторяется . Важно, чтобы он не повторялся для того же ключа, в противном случае нарушается безопасность . Когда размер обратной связи равен размеру блока, блочный шифр переставляет m-битовые значения (где m - это размер бло- ка), и средняя длина цикла составляет 2™ -1. При длине блока 64 бита это очень большое число . Когда размер обратной связи n меньше длины блока, средняя длина цикла падает до приблизительно 2'"*. Для 64-битного шифра это только * - что явно недостаточно. Потоковые шифры в режиме OFB Потоковые шифры также могут работать в режиме OFB. В этом случае ключ влияет на функцию следующ е- го состояния (см. -4-й). Функция выхода не зависит от ключа, очень часто она является чем-то простым, напр и- мер, одним битом внутреннего состояния или результатом XOR нескольких битов внутреннего состояния. Крип- тографически сложной является функция следующего состояния, которая зависит от ключа . Этот метод также называется внутренней обратной связью [291], потому что механизм обратной связи является вложенным по отношению к алгоритму генерации ключей . Рис. 9-13. Генератор потока ключей в режиме с выходной обратной связью. В одном из вариантов этого режима ключ определяет только начальное состояние генератора потока ключей . После того, как ключ определит внутреннее состояние генератора, генератор работает, не подвергаясь воздейс т- виям извне. 9.9 Режим счетчика Блочные шифры в режиме счетчика используют в качестве входов алгоритма последовательные номера [824, 498, 715]. Для заполнения регистра используется счетчик, а не выход алгоритма шифрования . После шиф- рования каждого блока счетчик инкрементируется на определенную константу, обычно единицу . Для этого ре- жима свойства синхронизации и распространения ошибки такие же, как и для OFB. Режим счетчика решает проблему n-битового выхода режима OFB, где n меньше длины блока. К счетчику не предъявляется никаких особых требований, он не должен проходить по порядку все возмо ж- ные значения. В качестве входа блочного алгоритма можно использовать генераторы случайных чисел, описа н- ные в главах 16 и 17, независимо от того, являются ли они криптографически безопасными или нет . Потоковые шифры в режиме счетчика У потоковых шифров в режиме счетчика простые функции следующего состояния и сложные функции вых о- да, зависящие от ключа. Этот метод, показанный на -5-й, был предложен в [498, 715]. Функция следующего состояния может быть чем-то простым, например, счетчиком, добавляющим единицу к предыдущему состо я- нию. Рис. 9-14. Генератор потока ключей в режиме счетчика. Потоковый шифр в режиме счетчика может генерировать i-ый бит, k i , без выдачи всех предшествующих ключевых битов. Просто установите счетчик вручную в i-ое внутреннее состояние и генерируйте бит . Это по- лезно для закрытия файлов данных с произвольным доступом, можно расшифровать конкретный блок данных не расшифровывая целый файл. 9.10 Другие режимы блочных шифров Режим сцепления блоков Для использования блочного алгоритма в режиме сцепления блоков (block chaining, BC), просто выполните XOR входа блочного шифра и результата XOR всех предыдущих блоков шифротекста. Как и для CBC исполь- зуется IV. Математически это выглядит как: C, = Ek(P, Q F*; F, I = F, © C, P, = F, © *(C,); Fi* I = F, © Ci Как и CBC, обратная связь процесса BC приводит к распространению ошибки в открытом тексте . Главная проблема BC заключается в том, что из-за того, что дешифрирование блока шифротекста зависит от всех пр е- дыдущих блоков шифротекста, единственная ошибка шифротекста приведет к неправильной расшифровке всех последующих блоков шифротекста. Режим распространяющегося сцепления блоков шифра Режим распространяющегося сцепления блоков шифра (propagating cipher block chaining, PCBC) [1080] похож на режим CBC за исключением того, что и предыдущий блок открытого текста, и предыдущий блок шифротекста подвергаются операции XOR с текущим блоком открытого текста перед шифрованием (или после шифрования) (см. -6-й). Ci = E*P, © Ci I © P, I) P* = Cj I © Pi I © a*,) PCBC используется в Kerberos версии 4 (см. раздел 24.5) для выполнения за один проход и шифрования, и проверки целостности. В режиме PCBC ошибка шифротекста приводит к неправильному дешифрированию всех последующих блоков. Это означает, что проверка стандартного блока в конце сообщения обеспечивает целос т- ность всего сообщения. Рис. 9-15. Режим распространяющегося сцепления блоков шифра. К несчастью в этом режиме существует одна проблема [875]. Перестановка двух блоков шифротекста прив о- дит к неправильной расшифровке двух соответствующих блоков открытого текста , но из-за природы операции XOR над открытым текстом и шифротекстом, дальнейшие ошибки компенсируются. Поэтому, если при провер- ке целостности проверяются только несколько последних блоков расшифрованного открытого текста, можно получить частично испорченное сообщение . Хотя никто до сих пор не додумался, как воспользоваться этой сл а- бостью, Kerberos версии 5 после обнаружения ошибки переключается в режим CBC. Сцепление блоков шифра с контрольной суммой Сцепление блоков шифра с контрольной суммой (cipher block chaining with checksum, CBCC) представ- ляет собой вариант CBC [1618]. Сохраняйте значение XOR всех уже зашифрованных блоков открытого текста , выполняя для каждого текущего блока открытого текста перед его шифрованием XOR с сохраняемым значени- ем. CBCC обеспечивает, что любое изменение любого блока шифротекста изменит результат дешифровки п о- следнего блока. Если последний блок содержит какую-нибудь константу или служит для проверки целостности , то целостность расшифрованного открытого текста может быть проверена с минимальными дополнительными накладными расходами. Выходная обратная связь с нелинейной функцией Выходная обратная связь с нелинейной функцией ( output feedback with a nonlinear function , OFBNLF) [777] представляет собой вариант и OFB, и ECB, где ключ изменяется с каждым блоком: C, = Ek*P*, K* = Edit, ,1 P, = a*,); Ki = E*K, I) Ошибка одного бита шифротекста распространяется только на один блок открытого текста . Однако, если бит теряется или добавляется, то ошибка распространяется до бесконечности . С блочным алгоритмом, использую- щим сложный алгоритм планирования ключей, этот режим работает медленно . Я не знаю, как выполнять крип- тоанализ этого режима. Прочие режимы Возможны и другие режимы, хотя они используются нечасто . Сцепление блоков открытого текста (plaintext block chaining, PBC) похоже на CBC за исключением того, что операция XOR выполняется для с блока откры- того текста и для предыдущего блока открытого текста, а не блока шифротекста . Обратная связь по открытому тексту (plaintext feedback, PFB) похожа на CFB за исключением того, что для обратной связи используется не шифротекст, а открытый текст. Существует также сцепление блоков шифротекста по различиям открытого те к- ста (cipher block chaining of plaintext difference , CBCPD). Я уверен, что можно найти еще таинственнее . Если у криптоаналитика есть машина для поиска ключей грубой силой, то он сможет раскрыть ключ, если угадает один из блоков открытого текста. Некоторые из упомянутых странных режимов, по сути, являются д о- полнительным шифрованием перед использованием алгоритма шифрования : например, XOR текста и фиксиро- ванной секретной строки или перестановка текста . Почти все отклонения от стандартов помешают подобному криптоанализу. 9.11 Выбор режима шифра Если вашей основной заботой являются скорость и простота , то ECB является самым простым и самым бы- стрым способом использовать блочный шифр . Помимо уязвимости к вскрытию повтором , алгоритм в режиме ECB проще всего криптоанализировать. Я не советую использовать ECB для шифрования сообщений. ECB хорошо использовать для шифрования случайных данных, например, других ключей . Так как данные невелики по размеру и случайны, недостатки ECB не существенны для такого применения. Для обычного открытого текста используйте CBC, CFB или OFB. Конкретный режим зависит от ваших тре- бований. В приведены безопасность и эффективность различных режимов . Для шифрования файлов лучше всего подходит CBC. Значительно увеличивается безопасность, и при поя в- лении ошибок в хранимых данных почти никогда не бывает сбоев синхронизации . Если ваше приложение - программное, то CBC почти всегда будет лучшим выбором. Табл. 9-1. Краткий обзор режимов работы блочных шифров ECB: Security: -Plaintext patterns are not concealed. - Input to the block cipher Is not randomlzed; It Is the same as the plaintext. + More than one message can be encrypted with the same - plaintext Is easy to manipulate; blocks can be removed, repeated, or Interchanged. Efficiency: + Speed is the same as the block cipher. - Clphertext Is up to one block longer than the plaintext, due to padding. - No preprocessing is possible. *Processing is paraUelizable. Fault-tolerance: -A ciphertext error affects one full block of plaintext. - Synchronization error is unrecoverable. CFB: Security: + Plaintext patterns are concealed. + Input to the block cipher is randomized. + More than one message can be encrypted with the same key, provided that a different IV is used. +/- Plaintext is somewhat difficult to manipulate; blocks call be removed from the beginning and end of the message, bits of the first block can be changed, and repetition allows some controlled changes. Efficiency: + Speed is the same as the block cipher. - Ciphertext is the same size as the plaintext, not counting the IV. +/- Encryption is not paraUelizable; decryption is paral- Idizable and has a random-access property. - Some preprocessing is possible before a block is seen; the Previous ciphertext block can be encrypted. +/- Encryption is not parallelizable; decry p- tion is paral- felizable and has a random-access property. F'auh-toterance: -A ciphertext error affects the corresponding bit of plaintext and the next full block. + Synchronization errors of full block sizes are recoverable. I. -bit CFB can recover from the addition or loss of single bits. cbc: Security: + Plaintext patterns are concealed by XORing with previous ciphertext block. + Input to the block cipher is randomized by XORing with the previous ciphertext block. + More than one message can be encrypted with the same key. +/- Plaintext is somewhat difficult to manipulate; blocks can be removed from the beginning and end of the message, bits of the first block can be changed, and repetition allows some controlled changes. Efficiency: + Speed is the same as the block cipher. - Ciphertext is up to one block longer than the plaintext, not counting the IV. - No preprocessing is possible. +/- Encryption is not paraUelizable; decryption is paral- lelizable and has a random-access property. Wau*-toterance: - A ciphertext error affects one full block of plaintext and the corresponding bit in the next block. - Synchronization error is unrecoverable. OFB/Counter: Security; + Plaintext patterns are concealed. + Input to the block cipher is randomized. + More than one message can be encrypted with the same key, provided that a different IV is used. - Plaintext is very easy to manipulate; any change in ciphertext directly affects the plaintext. C*lclency: + Speed is the same as the block cipher. - Ciphertext is the same size as the plaintext, not counting the IV. + Processing is possible before the message is seen. -/+ OFB processing is not paraUelizable; counter processing is paraUelizable. Fau*t-tolerance: + A ciphertext error affects only the corresponding bit of plaintext. - Synchronization error is unrecoverable. |