Методичка МОИБ.. Методические разработки к лабораторным работам по дисциплине средства обеспечения информационной безопасности в сетях передачи данных для студентов специальностей 200900, 201000, 201800

• Название: Методические разработки к лабораторным работам по дисциплине средства обеспечения информационной безопасности в сетях передачи данных для студентов специальностей 200900, 201000, 201800
• Анкор: Методичка МОИБ..doc
• Дата: 29.03.2018
• Размер: 0.98 Mb.
• Имя файла: Методичка МОИБ..doc
• Тип: Методические разработки; #17365
• страница: 6 из 7

Л
112
абораторная работа №6

ИЗУЧЕНИЕ АЛГОРИТМА ЭЛЕКТРОННОЙ ЦИФРОВОЙ ПОДПИСИ RSA
1. Цель работы

Изучить основные принципы и процедурные аспекты алгоритма электронной цифровой подписи (ЭЦП) варианта RSA.
2. Рекомендуемые источники

1. 
   Романец Ю.В., Тимофеев П.А., Шаньгин В.Ф. Защита информации в компьютерных системах и сетях /Под ред. В.Ф. Шаньгина.- 2-е изд.. перераб. и доп..-М.: Радио и связь, 2001, с. 161-169.
   
2. 
   Соколов А.В., Шаньгин В.Ф. Защита информации в распределенных корпоративных сетях и системах.- М.: ДМК Пресс, 2002, с. 222-227.
   
3. 
   Б. Шнайер. Прикладная криптография.-М.: Триумф, 2002, с. 541-548.
   

3. Подготовка к работе

1. 
   Ознакомиться с алгоритмами постановки и проверки электронной цифровой подписи по одному из рекомендованных источников /1-3/.
   
2. 
   Ознакомиться с содержанием данной методической разработки.
   
3. 
   Подготовить бланк отчета, который должен содержать:
   

- цель работы;

- основные математические соотношения для обоснования алгоритма;

- заготовку таблицы, в которую будут заноситься результаты выполнения работы.


113

4. Контрольные вопросы

1. 
   Цель аутентификации электронных документов.
   
2. 
   Назначение электронной цифровой подписи.
   
3. 
   Назначение и особенности хэш-функции.
   
4. 
   Процедуры постановки и проверки ЭЦП.
   
5. 
   Алгоритм цифровой подписи RSA.
   
6. 
   Отечественный стандарт хэш-функции.
   
7. 
   Отечественный стандарт цифровой подписи.
   
8. 
   Однонаправленные хэш-функции на основе симметричных блочных алгоритмов.
   
9. 
   Требования, предъявляемые к хэш-функциям.
   
10. 
    Виды атак на ЭЦП.
    
11. 
    Недостатки ЭЦП RSA.
    

5. Содержание работы

1. 
   Ознакомиться с сущностью ЭЦП.
   
2. 
   Изучить математические соотношения, лежащие в основе постановки и проверки ЭЦП.
   
3. 
   Изучить основные процедуры алгоритма ЭЦП.
   
4. 
   Произвести передачу различных текстов с проверкой подлинности сообщений и их авторства.
   
5. 
   Произвести поиск нескольких коллизий и зафиксировать их последствия.
   

6. Содержание отчета

1. 
   Цель работы.
   
2. 
   Структурную схему алгоритма ЭЦП RSA.
   
3. 
   Основные математические соотношения, предписываемые алгоритмом ЭЦП.
   
4. 
   Результаты постановки и проверки ЭЦП.
   

114

7. Методические указания к выполнению работы

При обмене электронными документами по сети связи существенно снижаются затраты на обработку и хранение документов, убыстряется их поиск. Но при этом возникает проблема аутентификации автора документа и самого документа, т.е. установления подлинности автора и отсутствия изменений в полученном документе. В обычной (бумажной) информатике эти проблемы решаются за счет того, что информация в документе и рукописная подпись автора жестко связаны с физическим носителем (бумагой). В электронных документах на машинных носителях такой связи нет.

Целью аутентификации электронных документов является их защита от возможных видов злоумышленных действий, к которым относятся:

• 
  активный перехват – нарушитель, подключившийся к сети, перехватывает документы (файлы) и изменяет их;
  

• 
  маскарад – абонент С посылает документ абоненту В от имени абонента А;
  

• 
  ренегатство – абонент А заявляет, что не посылал сообщения абоненту В, хотя на самом деле послал;
  

• 
  подмена – абонент В изменяет или формирует новый документ и заявляет, что получил его от абонента А;
  

• 
  повтор – абонент С повторяет ранее переданный документ, который абонент А посылал абоненту В.
  

Эти виды злоумышленных действий могут нанести существенный ущерб банковским и коммерческим структурам, государственным предприятиям и организациям, частным лицам, применяющим в своей деятельности компьютерные информационные технологии.

П
115
ри обработке документов в электронной форме совершенно непригодны традиционные способы установления подлинности по рукописной подписи и оттиску печати на бумажном документе. Принципиально новым решением является электронная цифровая подпись (ЭЦП).

Электронная цифровая подпись используется для аутентификации текстов, передаваемых по телекоммуникационным каналам. Функционально она аналогична обычной рукописной подписи и обладает ее основными достоинствами:

• 
  удостоверяет, что подписанный текст исходит от лица, поставившего подпись;
  

• 
  не дает самому этому лицу возможности отказаться от обязательств, связанных с подписанным текстом;
  

• 
  гарантирует целостность подписанного текста.
  

Цифровая подпись представляет собой относительно небольшое количество дополнительной цифровой информации, передаваемой вместе с подписываемым текстом.

Система ЭЦП включает две процедуры: 1) процедуру постановки подписи; 2) процедуру проверки подписи. В процедуре постановки подписи используется секретный ключ отправителя сообщения, в процедуре проверки подписи – открытый ключ отправителя.

При формировании ЭЦП отправитель прежде всего вычисляет хэш-функцию h(M) подписываемого текста M. Вычисленное значение хэш-функции h(M) представляет собой один короткий блок информации m, характеризующий весь текст M в целом. Затем число m шифруется секретным ключом отправителя. Получаемая при этом пара чисел представляет собой ЭЦП для данного текста M.

П
116
ри проверке ЭЦП получатель сообщения снова вычисляет хэш-функцию m = h(M) принятого по каналу текста M, после чего при помощи открытого ключа отправителя проверяет, соответствует ли полученная подпись вычисленному значению m хэш-функции.

Принципиальным моментом в системе ЭЦП является невозможность подделки ЭЦП пользователя без знания его секретного ключа подписывания.

В качестве подписываемого документа может быть использован любой файл. Подписанный файл создается из неподписанного путем добавления в него одной или более электронных подписей.

Каждая подпись содержит следующую информацию:

• 
  дату подписи;
  

• 
  срок окончания действия ключа данной подписи;
  

• 
  информацию о лице, подписавшем файл (Ф.И.О., должность, краткое наименование фирмы);
  

• 
  идентификатор подписавшего (имя открытого ключа);
  

• 
  собственно цифровую подпись.
  

Первой и наиболее известной во всем мире конкретной системой ЭЦП стала система RSA, математическая схема которой была разработана в 1977 г. в Массачуссетском технологическом институте США.

Сначала необходимо вычислить пару ключей (секретный ключ и открытый ключ). Для этого отправитель (автор) электронных документов вычисляет два больших простых числа P и Q, затем находит их произведение

N = P * Q

и значение функции

j (N) = (P –1)(Q –1).

Далее отправитель вычисляет число E из условий:

E £ j (N), НОД (E, j (N)) =1

и число D из условий:

D
117
< N, E * D º1 (mod j (N)).

Пара чисел (E,N) является открытым ключом. Эту пару чисел автор передает партнерам по переписке для проверки его цифровых подписей. Число D сохраняется автором как секретный ключ для подписания.

Обобщенная схема формирования и проверки цифровой подписи RSA показана на рис.6.1.




Рисунок 6.1- Обобщенная схема цифровой подписи RSA
Допустим, что отправитель хочет подписать сообщение M перед его отправкой. Сначала сообщение M (блок информации, файл, таблица) сжимают с помощью хэш-функции h(·) в целое число m:

m
118
= h(M).

Затем вычисляют цифровую подпись S под электронным документом M, используя хэш-значение m и секретный ключ D:

S = m^D (mod N).

Пара (M,S) передается партнеру-получателю как электронный документ M, подписанный цифровой подписью S, причем подпись S сформирована обладателем секретного ключа D.

После приема пары (M,S) получатель вычисляет хэш-значение сообщения M двумя разными способами. Прежде всего он восстанавливает хэш-значение m´, применяя криптографическое преобразование подписи S с использованием открытого ключа E:

m´ = S^E (mod N).

Кроме того, он находит результат хэширования принятого сообщения M с помощью такой же хэш-функции h(·):

m = h(M).

Если соблюдается равенство вычисленных значений, т.е.

S^E (mod N) = h(M),

то получатель признает пару (M,S) подлинной. Доказано, что только обладатель секретного ключа D может сформировать цифровую подпись S по документу M, а определить секретное число D по открытому числу E не легче, чем разложить модуль N на множители.

Кроме того, можно строго математически доказать, что результат проверки цифровой подписи S будет положительным только в том случае, если при вычислении S был использован секретный ключ D, соответствующий открытому ключу E. Поэтому открытый ключ E иногда называют "идентификатором" подписавшего.

Н
119
едостатки алгоритма цифровой подписи RSA.

1. При вычислении модуля N, ключей E и D для системы цифровой подписи RSA необходимо проверять большое количество дополнительных условий, что сделать практически трудно. Невыполнение любого из этих условий делает возможным фальсификацию цифровой подписи со стороны того, кто обнаружит такое невыполнение. При подписании важных документов нельзя допускать такую возможность даже теоретически.

2. Для обеспечения криптостойкости цифровой подписи RSA по отношению к попыткам фальсификации на уровне, например, национального стандарта США на шифрование информации (алгоритм DES), т.е. 10¹⁸, необходимо использовать при вычислениях N, D и E целые числа не менее 2⁵¹² (или около 10¹⁵⁴) каждое, что требует больших вычислительных затрат, превышающих на 20…30% вычислительные затраты других алгоритмов цифровой подписи при сохранении того же уровня криптостойкости.

3. Цифровая подпись RSA уязвима к так называемой мультипликативной атаке. Иначе говоря, алгоритм цифровой подписи RSA позволяет злоумышленнику без знания секретного ключа D сформировать подписи под теми документами, у которых результат хэширования можно вычислить как произведение результатов хэширования уже подписанных документов

Организационное обеспечение ЭЦП включает регистрацию пользователей в некотором доверительном центре, оформление документов между пользователем и доверительным центром об ответственности за переданные друг другу открытые ключи и другие мероприятия.

О
120
дним из методов защиты от атак на ЭЦП является уменьшение до минимума вероятности нахождения коллизий. В данном случае коллизия – это нужный злоумышленнику ложный текст, хэш-значение которого совпадает с хэш-значением истинного текста. Если такой текст будет найден, то отправителю будет трудно доказать, что он не подписывал ложный текст. Поэтому, исключительно важное значение имеет правильный выбор алгоритма хэширования.
8. Лабораторное задание

1.Вызов рабочего окна производится из главного меню по пункту EDS (ЭЦП). В окне представлены два поля МО И МР для сообщений отправителя и получателя, соответственно. Отправляемое сообщение вводится в поле МО в виде последовательности десятичных цифр произвольной длины. В качестве алгоритма хэширования реализован недопустимо примитивный для реальных систем алгоритм: вычисление вычета по модулю N=8014003 построчной суммы всего текста. В качестве параметров ЭЦП RSA выбраны и вычислены следующие значения:

N= PQ= 4001 2003 = 8014003;

 (N) = (P-1)(Q-1) = 4000 2002 = 8008000;

E = 986311, D= 7927

2.Произвести передачу трех различных текстов с проверкой подлинности сообщений и их авторства. Все данные зафиксировать в отчете.

3.Произвести имитацию подмены текста в сети связи, изменив одну из цифр в полученном сообщении. Прокомментируйте реакцию получателя.

4.С учетом особенностей реализованного в данной учебной программе алгоритма хэширования произведите поиск двух-трех коллизий. Учтите, что если в сообщении М последняя строка не полная, то ее младший разряд сдвигается влево.


121

9. Общие сведения

9.1. Однонаправленные хэш-функции

Хэш-функция предназначена для сжатия подписываемого документа M до нескольких десятков или сотен бит. Хэш-функция h(·) принимает в качестве аргумента сообщение (документ) M произвольной длины и возвращает хэш-значение h(M)=H фиксированной длины. Обычно хэшированная информация является сжатым двоичным представлением основного сообщения произвольной длины. Следует отметить, что значение хэш-функции h(M) сложным образом зависит от документа M и не позволяет восстановить сам документ M.

Хэш-функция должна удовлетворять целому ряду условий:

• 
  хэш-функция должна быть чувствительна к всевозможным изменениям в тексте M, таким как вставки, выбросы, перестановки и т.п.;
  

• 
  хэш-функция должна обладать свойством необратимости, то есть задача подбора документа M', который обладал бы требуемым значением хэш-функции, должна быть вычислительно неразрешима;
  

• 
  вероятность того, что значения хэш-функций двух различных документов (вне зависимости от их длин) совпадут, должна быть ничтожно мала.
  

Большинство хэш-функций строится на основе однонаправленной функции f(·), которая образует выходное значение длиной n при задании двух входных значений длиной n. Этими входами являются блок исходного текста M_i и хэш-значение H_i–1 предыдущего блока текста (рис.6.1):

H
122
_i = f (M_i,H_i–1).

Хэш-значение, вычисляемое при вводе последнего блока текста, становится хэш-значением всего сообщения M.





Рисунок 6.1- Построение однонаправленной хэш-функции
В результате однонаправленная хэш-функция всегда формирует выход фиксированной длины n (независимо от длины входного текста).

9.1.1. Однонаправленные хэш-функции на основе

симметричных блочных алгоритмов

Однонаправленную хэш-функцию можно построить, используя симметричный блочный алгоритм. Наиболее очевидный подход состоит в том, чтобы шифровать сообщение M посредством блочного алгоритма в режиме CBC или CFB с помощью фиксированного ключа и некоторого вектора инициализации IV. Последний блок шифртекста можно рассматривать в качестве хэш-значения сообщения M. При таком подходе не всегда возможно построить безопасную однонаправленную хэш-функцию, но всегда можно получить код аутентификации сообщения MAC (Message Authentication Code).

Б
123
олее безопасный вариант хэш-функции можно получить, используя блок сообщения в качестве ключа, предыдущее хэш-значение – в качестве входа, а текущее хэш-значение – в качестве выхода. Реальные хэш-функции проектируются еще более сложными. Длина блока обычно определяется длиной ключа, а длина хэш-значения совпадает с длиной блока.

Поскольку большинство блочных алгоритмов являются 64-битовыми, некоторые схемы хэширования проектируют так, чтобы хэш-значение имело длину, равную двойной длине блока.

Если принять, что получаемая хэш-функция корректна, безопасность схемы хэширования базируется на безопасности лежащего в ее основе блочного алгоритма. Схема хэширования, у которой длина хэш-значения равна длине блока, показана на рис. 6.2. Ее работа описывается выражениями:

H₀ = I_H,

H_i = E_A(B) Å C,

где I_H – некоторое случайное начальное значение; A, B и C могут принимать значения M_i, H_i–1, (M_i Å H_i–1) или быть константами.




Рисунок 6.2- Обобщенная схема формирования хэш-функции
Сообщение M разбивается на блоки M_i принятой длины, которые обрабатываются поочередно.

Три различные переменные A, B и C могут принимать одно из четырех возможных значений, поэтому в принципе можно получить 64 варианта общей схемы этого типа. Из них 52 варианта являются либо тривиально слабыми, либо небезопасными. Остальные 12 безопасных схем хэширования перечислены в табл. 6.1.


124

Таблица 6.1- Схемы безопасного хэширования, у которых длина хэш-значения равна длине блока

Номер схемы	Функция хэширования
1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12	Hi =(Mi) Å Mi Hi =(MiÅ Hi–1) Å MiÅ Hi–1 Hi =(Mi) Å Hi–1 Å Mi Hi =(MiÅ Hi–1) Å Mi Hi =(Hi–1) Å Hi–1 Hi =(MiÅ Hi–1) MiÅ Hi–1 Hi =(Hi–1) MiÅ Hi–1 Hi =(MiÅ Hi–1) Å Hi–1 Hi =(Mi) Å Mi Hi =(Hi–1) Å Hi–1 Hi =(Mi) Å Hi–1 Hi =(Hi–1) Å Mi

Первые четыре схемы хэширования, являющиеся безопасными при всех атаках, приведены на рис.6.3.




Р
125
исунок 6.3- Четыре схемы безопасного хэширования